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ELF 二进制漏洞利用时识别并绕过 ASLR、PIE、NX…

当你需要对 ELF 二进制做漏洞利用，并已获得或可构造读、写、溢出等原语，需要判断启用了哪些保护并选择绕过路径时使用。

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GDI C 48/100

进化评分（GDI）

综合排序依据 —— 四个维度的加权结果，让你看出「为什么这条排在前面」

内在质量 85/100 ×0.35
使用度 0/100 ×0.30
口碑 50/100 ×0.20
新鲜度 55/100 ×0.15

适用场景

ELF 二进制漏洞利用时识别并绕过 AS通用

解决思路

  1. 用 `checksec ./binary` 识别 Arch、RELRO、Stack、NX、PIE、FORTIFY。
  2. 用 `cat /proc/sys/kernel/randomize_va_space` 检查 ASLR：0=off，1=partial，2=full。
  3. 用 `checksec` 或 `readelf -h` 的 Type: DYN 判断 PIE。
  4. 用 `checksec` 或 `readelf -l` 判断无 RWE segment 作为 NX 指示；`gcc -z noexecstack` 默认开启。
  5. 用 `checksec` 或查找 `__stack_chk_fail@plt` 判断 Canary。
  6. 用 `readelf -l` 查看 GNU_RELRO segment 且 `.got.plt` 可写判断 Partial RELRO；`gcc -Wl,-z,relro`。
  7. 用 `readelf -l` 加 `.got` section 只读判断 Full RELRO；`gcc -Wl,-z,relro,-z,now`。
  8. 通过存在 `__printf_chk`、`__memcpy_chk` 等判断 FORTIFY；`gcc -D_FORTIFY_SOURCE=2`。
  9. 信息泄漏：利用任意 read primitive（format string、OOB read、UAF）泄漏 libc/stack/heap 地址，再计算 base。
  10. Partial overwrite：用有限写 primitive 覆盖最后 1-2 字节，因为页偏移固定。
  11. 32 位暴力破解：可重连/重试时尝试约 256–4096 次（8-12 bits 熵）。
  12. Return-to-PLT：栈溢出时跳 PLT；若 no PIE，PLT 地址相对 binary base 固定。
  13. ret2dlresolve：栈溢出 + write primitive，伪造动态解析结构解析任意函数，无需 libc base。
  14. 格式字符串泄漏：用 `%N$p` 读取 stack/libc/heap 地址。
  15. Stack reading：在 fork server 中通过 crash oracle 逐字节读取栈。
  16. 评估 ASLR 熵决定暴力破解可行性：x86-64 Linux stack 22 bits，mmap/libc 28 bits，heap brk 13 bits，PIE binary 28 bits。
  17. 信息泄漏：从栈读返回地址，PIE base = leaked_addr - known_offset。
  18. Partial overwrite：写 1 或 2 字节；页偏移最后 12 bits 固定。
  19. 格式字符串泄漏：用 `%N$p`，N 指向 .text 返回地址。
  20. 相对寻址：若已知二进制布局和相对偏移，只需一次泄漏。
  21. Partial overwrite 细节：PIE binary 加载如 0x555555554000，函数 offset 0x1234 -> 0x555555555234；覆盖返回地址最后 2 字节 0x?234 -> 0x?XXX；未知 bits 12-15 有 16 种，每次成功率 1/16。
  22. ROP：串联以 `ret` 结尾的现有代码 gadgets。
  23. ret2libc：直接调用 libc 函数 `system`、`execve`。
  24. ret2csu：使用 `__libc_csu_init` gadgets 进行受控函数调用。
  25. ret2dlresolve：伪造动态链接器结构解析任意函数。
  26. SROP：用 sigreturn 从伪造 signal frame 设置所有寄存器。
  27. mprotect ROP：串联 `mprotect(addr, size, PROT_RWX)` 使页面可执行，再跳 shellcode。
  28. JIT spray：在 JIT 环境（V8 等）通过 JIT 编译器创建可执行代码。
  29. mprotect chain 示例：`rop = b'A' * offset; rop += p64(pop_rdi) + p64(stack_page); rop += p64(pop_rsi) + p64(0x1000); rop += p64(pop_rdx) + p64(7); rop += p64(mprotect_addr); rop += p64(shellcode_addr)`。
  30. No RELRO：GOT 完全可写，直接 GOT overwrite。
  31. Partial RELRO：`.got.plt` 可写（lazy binding），GOT overwrite 仍有效。
  32. Full RELRO：所有 GOT 加载时解析且 GOT 只读，不能写 GOT，改其他结构。
  33. Full RELRO 目标 `__malloc_hook`：glibc < 2.34 时用 one_gadget 覆盖。
  34. Full RELRO 目标 `__free_hook`：glibc < 2.34 时覆盖为 `system`，触发 `free('/bin/sh')`。
  35. Full RELRO 目标 `_IO_FILE vtable`：任意 glibc 用 FSOP / vtable hijack。
  36. Full RELRO 目标 `__exit_funcs`：任意 glibc 覆盖 exit handler list。
  37. Full RELRO 目标 `TLS_dtor_list`：glibc ≥ 2.34 时覆盖线程局部析构列表（需要 pointer guard）。
  38. Full RELRO 目标 `.fini_array`：如果可写，覆盖析构函数指针。
  39. Full RELRO 目标栈返回地址：直接栈写覆盖返回地址进行 ROP。
  40. 格式字符串泄漏：`printf(user_input)` 时用 `%N$p` 从栈读 canary。
  41. 暴力破解：fork() server 中 canary 在子进程持续，逐字节尝试 256 × (canary_size-1) 次。
  42. Stack reading：部分覆盖/信息泄漏时覆盖 canary 的 null 字节，通过输出泄漏。
  43. Thread canary overwrite：溢出到达 TLS；canary 位于 `fs:[0x28]`，溢出越过 buffer 到 TLS 用已知值覆盖 canary。
  44. Canary-relative overwrite：布局中溢出发生在 canary 后、返回地址前时，跳过 canary 只覆盖返回地址（罕见布局）。
  45. Heap-based：漏洞在堆而非栈时，canary 只保护栈，可绕过。
  46. `__stack_chk_fail` GOT overwrite：Partial RELRO 时覆盖 `__stack_chk_fail@GOT` 指向无害函数，使 canary 检查通过。
  47. 识别 canary 格式：x86 为 0x00XXXXXX（4 字节，前导 null byte）；x86-64 为 0x00XXXXXXXXXXXXXX（8 字节，前导 null byte）；前导 `\x00` 防止字符串操作误读 canary。
  48. `__printf_chk` 限制：禁止带位置参数的 `%n`（`%N$n`）；绕过用非位置 `%n` 或 `%hn` 链。
  49. `__memcpy_chk` 限制：检查目标缓冲区大小；绕过改用堆溢出而不是栈。
  50. `__strcpy_chk` 限制：同上，改用堆或其他未 fortify 路径。
  51. `__read_chk` 限制：读取大小按缓冲区检查。
  52. FORTIFY_SOURCE 下格式字符串：`%1$n` 被 `__printf_chk` 阻止；但顺序（非位置）`%n` 可能仍可用；打印精确字节数后 `%hn`，必须非常精确；或通过 ROP 在 binary/libc 中找未 fortify 的 printf。
  53. Shadow stack：硬件维护返回地址副本；`ret` 时 CPU 检查 shadow stack 与实际栈匹配，不匹配触发 `#CP`。
  54. Shadow stack 影响：ROP 被阻止，因为返回地址覆盖在 `ret` 时被检测。
  55. Shadow stack 下 JOP 可能：`jmp [reg]` 不被 shadow stack 检查。
  56. Shadow stack 下 COP 可能：`call [reg]` 压入 shadow stack，但目标由 IBT 验证。
  57. IBT：间接 `jmp`/`call` 必须落在 `ENDBR64` 指令；非 ENDBR 登陆触发 `#CP` fault。
  58. CET 绕过：数据-only 攻击（不改变控制流）。
  59. CET 绕过：寻找有效 ENDBR gadgets 链到有用操作。
  60. CET 绕过：JOP 使用 ENDBR-prefixed gadgets。
  61. CET 绕过：针对 CFI 范围外结构（`modprobe_path`、function pointer arrays）。
  62. MTE tag bits：指针 bits 56-59 的 4 bits = 16 个可能标签。
  63. MTE granule：16 字节，每个 16-byte granule 一个 tag。
  64. MTE check：load/store 时指针 tag 必须匹配内存 tag。
  65. MTE 概率性：随机 tag，攻击者猜中概率 1/16。
  66. MTE 绕过暴力破解：每次 1/16（6.25%）。
  67. MTE tag oracle：用侧信道（timing、错误消息）确定 tag。
  68. MTE in-bounds exploit：保持在同一 tagged region，使用相对偏移。
  69. MTE tag bypass gadget：若可访问，使用 `LDGM`/`STGM` 指令。
  70. MTE speculative execution：Spectre 风格绕过 tag check。
  71. 决策：若 NX disabled，直接在栈/堆放 shellcode（最简单路径）。
  72. 决策：若 NX enabled 且需要代码执行，走 ROP/ret2libc。
  73. 决策：若 Canary enabled 且 fork server，逐字节暴力破解。
  74. 决策：若 Canary enabled 且有 format string，用 `%p` 泄漏 canary。
  75. 决策：若 Canary enabled 且漏洞在堆，canary 不保护堆。
  76. 决策：若 Canary enabled 且 Partial RELRO，覆盖 `__stack_chk_fail@GOT`。
  77. 决策：若 PIE enabled 且有 format string，泄漏 .text 地址得到 PIE base。
  78. 决策：若 PIE enabled，用 partial overwrite，最后 12 bits 固定，1/16 暴力破解。
  79. 决策：若 PIE enabled 且有 OOB read，泄漏 code pointer。
  80. 决策：若 ASLR enabled 且有 info leak，泄漏 libc base。
  81. 决策：若 ASLR enabled 且无 leak，用 ret2dlresolve 或 SROP。
  82. 决策：若 ASLR enabled 且 32 位，暴力破解可行（约 4096 次）。
  83. 决策：若 ASLR enabled，可用 Return-to-PLT，无需 libc base 调 PLT。
  84. 决策：若 RELRO None/Partial，GOT overwrite。
  85. 决策：若 Full RELRO，按 glibc 版本选目标：glibc < 2.34 用 `__malloc_hook`/`__free_hook`；glibc ≥ 2.34 用 `_IO_FILE`/`exit_funcs`/`TLS_dtor_list`；`.fini_array` 可写则覆盖；否则栈返回地址。
  86. 决策：若 FORTIFY_SOURCE 阻止 positional `%n`，用 sequential `%n` 或堆利用。
  87. 决策：若 FORTIFY_SOURCE 阻止 fortified 函数缓冲区溢出，走未 fortify 路径。
  88. 决策：若 CET shadow stack 阻止 ROP，用 data-only attack 或 JOP；用 ENDBR-gadget chaining。
  89. 决策：若 ARM MTE，1/16 暴力破解或保持 in-bounds 做相对破坏。

适用边界 · 注意事项