简单来说,栈
是一种 LIFO(Last In Frist Out,后进先出)
形式的数据结构。栈一般是从高地址向低地址增长,并且栈支持 push(入栈)
和 pop(出栈)
两个操作。如下图所示:
push
操作先将 栈顶(sp指针)
向下移动一个位置,然后将数据写入到新的栈顶;而 pop
操作会从 栈顶
读取数据,并且将 栈顶(sp指针)
向上移动一个位置。
例如,将 0x100 压入栈,过程如下图所示:
我们再来看看 出栈
操作,如下图所示:
栈帧
,也就是 Sack Frame
,其本质就是一种栈,只是这种栈专门用于保存函数调用过程中的各种信息(参数,返回地址,本地变量等)。
栈帧
有 栈顶
和 栈底
之分,其中栈顶的地址最低,栈底的地址最高。SP(栈指针) 就是一直指向栈顶的。在 x86 的 32 位 CPU 中,我们用 %ebp
寄存器指向栈底,也就是基址指针;用 %esp
寄存器指向栈顶,也就是栈指针。下面是一个栈帧的示意图:
一般来说,我们将 %ebp
到 %esp
之间区域当做栈帧。并不是整个栈空间只有一个栈帧,每调用一个函数,就会生成一个新的栈帧。
在函数调用过程中,我们将调用函数的函数称为:调用者(caller)
,将被调用的函数称为:被调用者(callee)
。在这个过程中:
调用者
需要知道在哪里获取 被调用者
返回的值(一般存放到 %eax
寄存器)。被调用者
需要知道传入的参数在哪里和调用完后的返回地址在哪里。被调用者
返回后,%ebp
和 %esp
寄存器的值应该和调用前一致。现在,我们来看看函数调用时,栈帧是如何变化的。
我们以一个函数调用的实例来解说,代码如下:
// stack.c
int add_func(int a, int b)
{
int c, d;
c = a;
d = b;
return c + d;
}
int main(int argc, char *argv[])
{
int total;
total = add_func(1, 2);
return 0;
}
我们使用命令 gcc -S -m32 stack.c
来编译上面的代码,获取的汇编代码如下所示(去掉一些无关紧要的信息):
add_func:
pushl %ebp // 保存ebp寄存器到栈
movl %esp, %ebp // 把ebp进程设置为esp的值
subl $16, %esp // 为局部变量申请空间
movl 8(%ebp), %eax // 把参数a保存到eax寄存器中
movl %eax, -8(%ebp) // 把eax寄存器的值保存到局部变量c中(c = a)
movl 12(%ebp), %eax // 把参数b保存到eax寄存器中
movl %eax, -4(%ebp) // 把eax寄存器到值保存到局部变量d中(d = b)
movl -8(%ebp), %edx // 把d的值保存到edx寄存器中
movl -4(%ebp), %eax // 把c的值保存到eax寄存器中
addl %edx, %eax // 将eax寄存器与edx寄存器的值相加,保存到eax中(返回值)
leave
ret // 函数返回
...
可能汇编代码比较难看懂,我们用下面的插图来说明这个调用过程:
如上图所示,调用过程如下:
main()
函数调用 add_func()
函数前,先将调用 add_func()
函数的参数压栈。add_func()
函数时,会将 返回地址
压栈,接着进入 add_func()
函数。add_func()
函数执行时,会将原来的 ebp寄存器
的值压栈,然后把 ebp寄存器
的设置为 esp寄存器
的值。add_func()
函数会为局部变量申请空间,也就是将 esp寄存器
向下移动。c
设置为参数 a
的值,局部变量 d
设置为 参数 b
的值。eax寄存器
中(C语言规定以 eax寄存器
传递返回值),然后调用 ret
指令返回到 main()
函数。上面介绍了 函数调用
的过程,现在我们来介绍一下函数调用完毕后,从被调用函数返回到原来的函数过程是如何处理的。
从 add_func()
函数的汇编代码可以看到,当被调用函数执行完毕返回到调用函数前,会执行 leave
指令,这条指令等价于:
movl %ebp, %esp
popl %ebp
这两条汇编指令的意思是,将 esp寄存器
和 ebp寄存器
恢复到调用函数前的值。
然后,调用 ret
指令返回到原来的函数。ret
指令会从栈顶获取 返回地址
,然后跳转到(jmp指令
)此地址继续执行。这时的 栈帧
的结构如下图所示:
前面说了那么,都是为了 栈溢出攻击
这节作铺垫的。通过前面的学习,我们知道调用函数的 参数
、执行完函数后的 返回地址
和被调用函数的 局部变量
都是存放在栈中的。
如果在调用函数时,不小心将 返回地址
覆盖了,那么调用完函数后,将不会跳转到原来的函数继续执行,而是跳转到覆盖后的地址执行。如下图所示:
那么,怎样才能把 返回地址
覆盖呢?我们可以通过下面的例子来说明:
#include <stdio.h>
#include <string.h>
#include <unistd.h>
#include <stdlib.h>
#include <stdint.h>
#define PTR_SIZE 8 // 指针的大小
#define EBP_SIZE 8 // ebp寄存器的大小
void inject_callback()
{
printf("inject_callback called...\n");
exit(0);
}
void func_call(char *addr, int len)
{
char tmpBuf[16] = {0xff};
memcpy(tmpBuf + 16 + EBP_SIZE, addr, len);
printf("func_call called...\n");
}
int main(int argc, char** argv)
{
uint64_t injectPtr = (uint64_t)&inject_callback;
func_call(&injectPtr, PTR_SIZE);
printf("main exited...\n");
return 0;
}
我们使用以下命令编译上面代码,并且执行:
$ gcc stack-overflow.c -fno-stack-protector -o stack-overflow
$ ./stack-overflow
func_call called...
inject_callback called...
在编译上面程序时,一定要加上
-fno-stack-protector
参数,否则将会触发栈溢出保护,导致执行失败。
在上面的代码中,我们并没有直接调用 inject_callback()
函数,而是通过把 inject_callback()
函数的地址复制到 func_call()
函数的局部变量 tmpBuf
中。
由于局部变量 tmpBuf
的类型为字符串数组,而且大小为 16 个字节。但我们复制数据是从 24(16 + 8)处开始复制,已经超出了局部变量 tmpBuf
的大小,如下图所示:
从上图可以看出,func_call()
函数在调用 memcpy()
函数复制数据时,由于不小心用 inject_callback()
函数的地址覆盖了返回地址,导致 func_call()
函数执行完毕后,跳转到 inject_callback()
函数处执行。
这就是 栈溢出攻击
的原理,而导致 栈溢出攻击
的原因就是:调用 memcpy()
、strcpy()
等函数复制数据时,没有对数据的长度进行验证,从而 返回地址
被复制的数据覆盖了。
黑客可以利用 栈溢出攻击
来把函数的返回地址修改成入侵代码的地址,从而实现攻击的目的。