命令注入  

得到 flag: ISG{522b28987a79534f8a38b25ebcc474fb}  

SQL 注入,关键字大小写绕过,空格用注释符绕过  

http://202.120.7.206:60019/news-111111/**/union/**/sElect/**/1,flag/**/from/**/f  

lag.html  

表名:  

得到 flag: ISG{7a78683a929dbc6bd8e5e96f0c185b16}  

在 chrome 浏览器中打开 view-source:http://202.120.7.207:60007/  

ZmxhZzpJU0d7SDNJSU9fMXNHX2pzX1RyNHB9做 base64解码得到  

flag:ISG{H3IIO_1sG_js_Tr4p}  

给了一个 32 位的 ELF，运行后需要提供输入 flag，并返回是否正确。在 IDA 中打开，  

发现 main 函数的代码比较混乱，应该是运行时解密的。  

所以用 gdb 调试，通过 disass main 查看运行时 main 函数的指令：从名称也可以猜  

到，0x080485d4 处调用的 check 应该就是输入的检查函数。而静态看到的 check 函  

数也是被加密过的。又从函数符号表中看到一个 xor，于是猜想是 xor 加密。  

对比 IDA 中和调试器中 check 函数的指令，尝试发现确实是用 34 做 key 进行的 xor  

加密。于是在 IDA 中把 check 函数的真实指令还原：  

然后就可以 F5 看反编译代码了，逻辑也比较清晰，就是需要把两段 buf 做 xor:  

要还原的话，直接把这两段内容做 xor 即可  

给了一个 64 位 ELF，从名称和 main 函数的内容可知，存在一个栈溢出，但是程序有  

canary 保护。  

然而，程序设置了 SIGABRT 的 handler，即检测到栈溢出后会调用这个 handler。而在  

handler 中读取用户是否继续时，又存在一次溢出：  

这处溢出，可以修改 v1 的内容。而 v1 最后可以作为 execve 要执行的命令路径。所  

以只需要通过这个溢出，将 v1 的内容修改为/bin/sh，即可执行命令  

提供了一个.py 脚本。阅读代码，发现 flag 内容会生成随机的 padding，最后一个  

bytes 由用户提供，返回 RSA 加密的密文。用户可以提供 3 次，但每次的 padding 都  

是重新随机生成的。  

反复阅读代码，发现最后有个坑：每轮清空尾部的 padding 重新生成时，那条语句单  

独放在了最后，没有放到 try-catch 块中，他默认 try-catch 里不会发生异常。而 int()转  

换用户输入时，是可以发生异常的  

所以，一旦在读入用户输入时发生异常，那么在清空 flag 尾部的 padding 时，按照  

bits/8 算就会少清空一个 byte。而这次异常的输入又不会记入 3 次之内。如此这般，  

就可以将 flag 的内容逐渐加长，需要 padding 的逐渐减少。最终可以使得 flag 长度正  

好不需要随机 padding。  

又因为 n 的总长度是限制，flag 最大不超过 256 bytes，所以只需要连续输入 256 次字  

母内容，这样就可以确保接下来不会有随机 padding 的影响了：  

接下来，用户只需要提供 3 个不同的末尾 bytes 即可。根据 RSA 的计算方式，最后相  

当于求解同余意义下的三元线性方程组。为了便于计算，3 个末尾 bytes 分别取 0, 1,  2:

对应的方程组是  

x^3 = r1 mod n  

(256x+1)^3 = r2 mod n  

(256x+2)^3 = r3 mod n  

x 是带有 padding 的 flag；r1, r2, r3 是末尾为 0, 1, 2 所得到的密文。直接求解方程  

组，得到 x mod n。其后面是 padding，只需要保留前面的 bytes 即为 flag  

分析程序发现：1、在deletenote时未将ptr中对应地址置NULL；2、editnote时，直接将新的内容保存到原来的内存中，且未check大小；

所以，应该存在double free、UAF、heap-overflow三类漏洞；

这里，我们利用heap-overflow来实现利用；

总体思路是：利用heap-overflow来达到任意地址写，然后将free_hook中写入system()的地址；那么deletenote时，note_content=’/bin/sh’即可拿到shell；free_hook和system的地址需要libc的基地址+偏移来算，基地址的泄漏见后文；

1、add两个noteA，noteB，内存分布上，noteB所在的chunkB在chunkA之后；

2、然后，编辑noteA，在noteA中伪造一个空闲块fakechunkA：

fakechunkA.size=chunkA.size-0x10；利用editnote的溢出，来修改chunkB的pre_size和pre_inuse；在delete noteB时会unlink fakechunkA；

如何绕过unlink中（p->fd->bk==p&&p->bk->fd==p）的检查？

由于(&ptr+index_A)中保存了noteA的地址，也就是fakechunkA的块首地址；让fakechunkA的fd=(&ptr+index_A)-0x18,bk=(&ptr+index_A)-0x10即可绕过；

之后，(&ptr+index_A)中保存的就是(&ptr+index_A)-0x18；

3、这时，编辑noteA，content=’a’*0x18+p64(address)；这样(&ptr+index_A)中保存了address；edit noteA我们达到了任意地址写；当然，这里让address=free_hook；

4、再次编辑noteA，content=p64(system)；free_hook里写入了system的地址；

5、最后deletenote时，note_content=’/bin/sh’；

6、为了泄漏libc的基地址：

先add noteX，noteY；delete noteX后，chunkX会链入unsorted bin；chunkX.fd中保存了unsortedbin的地址；main_arena地址=unsortedbin地址-0x58；

此外这道题中，main_arena在libc中的偏移是0x0x3c4b20；这样可算出libc的基地址；

7、我们注意到&ptr=0x6020c0；而在editnote时用scanf来读入数据，遇到空格0x20会截断，所以在noteA前面要多次addnote，让（&ptr+index_A）不包含0x20；