stack溢出 ** stack smashing detected ***: ./a.out terminated

该类错误是修改了返回指针，一般是由于

1. 数组越界赋值。（数组没有边界检查）int a[8]; a[8],a[9],a[-1]。。都能正常编译，连接，运行时可能出错。

2.使用 strcpy等不安全(不带长度检测的函数)，char a[1], char *b="aaa"; strcpy(a,b);

 

局部变量(函数内的变量)存在栈中，应为栈是先下(低地址)生长的，故 函数返回指针 要比局部变量的地址高，像类似的a[8]之类的就有机会访问到 函数返回指针了。

 

首先运行第一个程序：

#include “string.h”
void fun1(const char *str)
{
   char buffer[5];
  strcpy((char*)buffer, (char*)str);
}
int main()
{
   fun1(”AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA”);
}

程序执行结果是“段错误”。用GDB调试，在从fun1函数返回时出现“Cannot access memory at address 0×41414145”的错误提示，这大致符合期望。但有一点搞不明白的是被改写的返回地址是’AAAA’，即应该是0×41414141才对，实际情况 怎么会多了4个字节 （0×41414145）？

这个程序是由于返回地址无效导致错误，那么我就写一个有效的地址上去吧。运行第二个程序：

void fun1()
{
   int i;
   const char buffer[] = “111111111″;
   for (i = 0; i < 20; i++)
     *((int*)(buffer+i)) = (int)buffer;
}
int main()
{
   fun1();
}

程序的返回地址被改写成“有效”的地址“buffer”，只是内容确实无效的指令“11111111”，结果程序的运行结果是：

*** stack smashing detected ***: ./a.out terminated

 

GCC的缓冲区溢出保护

通过查阅资料知道，GCC有一种针对缓冲区溢出的保护机制，可通过选项“-fno-stack-protector”来将其关闭。实验中出现的错误信息，就正好是检测到缓冲区溢出而导致的错误信息。见出错程序的汇编代码：

<fun1>:
push   %ebp
mov    %esp,%ebp
sub    $0×28,%esp
mov    %gs:0×14,%eax
mov    %eax,-0×4(%ebp)        ; 把%gs:0×14保存到-0×4(%ebp) 中
xor    %eax,%eax
movl   $0×31313131,-0xe(%ebp)
movl   $0×31313131,-0xa(%ebp)
movw   $0×31,-0×6(%ebp)
movl   $0×0,-0×14(%ebp)
jmp    8048423 <fun1+0×3f>
lea    -0xe(%ebp),%edx
mov    -0×14(%ebp),%eax
add    %eax,%edx
lea    -0xe(%ebp),%eax
mov    %eax,(%edx)
addl   $0×1,-0×14(%ebp)
cmpl   $0×13,-0×14(%ebp)
jle    8048412 <fun1+0×2e>
mov    -0×4(%ebp),%eax
xor    %gs:0×14,%eax        ; 检查%gs:0×14与-0×4(%ebp)的值是否相同
je     804843a <fun1+0×56>        ; 如果相同则退出函数
call   804831c <__stack_chk_fail@plt>        ; 检测到缓冲区溢出，跳转到__stack_chk_fail@plt函数
leave
ret
<main>:
lea    0×4(%esp),%ecx
and    $0xfffffff0,%esp
pushl  -0×4(%ecx)
push   %ebp
mov    %esp,%ebp
push   %ecx
sub    $0×4,%esp        ; 在栈上分配4字节空间。在进入函数之后，其地址相当于-0×4(%ebp)
add    $0×4,%esp
pop    %ecx
pop    %ebp
lea    -0×4(%ecx),%esp

从汇编代码看出，func2比func1只是多出了一条指令来为临时变量申请存储空间，这与其C代码相吻合；func3比func2却多出了一大片 代码，而其C代码的不同却只是临时数组的类型的不同而已。通过分析可知，这些多出的代码就是用来检查缓冲区溢出的。在调用函数之前，在栈上分配4字节的存 储空间。在进入函数之后，一个数（%gs:0×14）保存到这4字节空间中。在退出函数之前做一次检查，如果刚才保存的数被修改，那可以肯定是发生了缓冲 区溢出。

GS是附加段寄存器，我也没搞明白是干什么用的，更加不清楚%gs:0×14的值什么时候被确定。这种检测方法的思路很简单，就是在栈上放置一个随 机数，然后检查这个随机数有没有被改写。由于随机数放置在返回地址之前，聪明的黑客应该可以通过图3的方式植入恶意代码。但对黑客来说，这样有两个不便： （1）恶意代码需植入到当前函数的栈帧上，空间很小，很难植入攻击性强的代码；（2）由于主要是利用字符串拷贝来植入恶意恶意代码，而字符串拷贝是遇到 ’/0′才结束的，这样就要求恶意代码起始地址的低8位必须为全0，这样才可以刚好改写返回地址，而不会进入“雷区”（随机数）。在狭小的空间内，完成这 样的操作实在难于登天；如果可用空间很大的话，这两个问题其实也不难克服。

 

图3. 缓冲区溢出攻击

关于CPU和操作系统

我一直有个疑问：程序代码加载在代码段上，程序数据保存在数据段与堆栈段上，本来是河水不犯井水。缓冲区溢出只发生在数据段与堆栈段，只要规定这两 个段的内容可读写但不可执行，不就不需要担心缓冲区溢出攻击了吗？但事实上，许多程序为了提高效率，会在堆栈段上动态地生成可执行代码，比如Linux本 身就这样做，所以“数据段和堆栈段不可执行”这样的说法是错的。

Intel和AMD已经在一些CPU上加入了“防病毒”功能，这种CPU可区分哪些地址空间可以执行代码、而哪些地址空间不可以执行。这些CPU主要是Intel和AMD的64位CPU和服务器CPU，还未完全普及。

小结

通过实验，知道GCC有一定的保护机制，可防止缓冲区溢出攻击的发生。但这种方法有一定的局限性，所以仍有攻击的可能。我汇编很懒，有很多问题没有 完全搞明白。由于我很懒也没有毅力（我很痛恨自己的这种作风），不明白的地方留待“以后”研究。至于用Firefox浏览网页究竟会不会中毒的问题，应该 也还是会吧？