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Para verificar se as chamadas de sistema estão sendo feitas corretamente, o programa anterior deve ser compilado e as chamadas de sistema devem aparecer em **strace ./PROGRAMA\_COMPILADO**
Ao criar shellcodes, um truque pode ser usado. A primeira instrução é um salto para uma chamada. A chamada chama o código original e também coloca o EIP na pilha. Após a instrução de chamada, inserimos a string necessária, para que com esse EIP possamos apontar para a string e continuar executando o código.
Consiste em um pequeno código que percorre as páginas de memória associadas a um processo em busca da shellcode ali armazenada (procura por alguma assinatura na shellcode). Útil nos casos em que há apenas um pequeno espaço para injetar código.
São shells cifrados que possuem um pequeno código que os descriptografa e salta para ele, usando o truque de Call-Pop, este seria um **exemplo de cifra de César**:
De esta forma, se pode modificar o EBP ao sair de uma função (fvuln) que foi chamada por outra função, quando a função que chamou fvuln terminar, seu EIP pode ser modificado.
Em fvuln, pode-se introduzir um EBP falso que aponte para um local onde esteja o endereço da shellcode + 4 (é necessário adicionar 4 por causa do pop). Assim, ao sair da função, o valor de &(\&Shellcode)+4 será colocado em ESP, com o pop, 4 será subtraído de ESP e ele apontará para o endereço da shellcode quando o ret for executado.
Permite modificar apenas o byte menos significativo do EBP. Pode-se realizar um ataque como o anterior, mas a memória que armazena o endereço da shellcode deve compartilhar os 3 primeiros bytes com o EBP.
O ASLR faz com que, em cada execução, as funções sejam carregadas em posições diferentes da memória. Portanto, esse método pode não ser eficaz nesse caso. Para servidores remotos, como o programa está sendo executado constantemente no mesmo endereço, pode ser útil.
É colocado o endereço da instrução system da libc e é passada como argumento a string “/bin/sh”, normalmente de uma variável de ambiente. Além disso, é usada a direção da função exit para que, uma vez que a shell não seja mais necessária, o programa saia sem problemas (e escreva logs).
“A” \* DISTÂNCIA EBP + 4 (EBP: podem ser 4 "A"s, embora seja melhor se for o EBP real para evitar falhas de segmentação) + Endereço de **system** (sobrescreverá o EIP) + Endereço de **exit** (ao sair de system(“/bin/sh”), esta função será chamada, pois os primeiros 4 bytes do stack são tratados como o próximo endereço do EIP a ser executado) + Endereço de “**/bin/sh**” (será o parâmetro passado para system)
Dessa forma, o EIP será sobrescrito com o endereço de system, que receberá a string “/bin/sh” como parâmetro e, ao sair disso, executará a função exit().
É possível encontrar a situação em que algum byte de algum endereço de alguma função seja nulo ou um espaço (\x20). Nesse caso, pode-se desmontar os endereços anteriores a essa função, pois provavelmente haverá vários NOPs que permitirão chamar um deles em vez da função diretamente (por exemplo, com > x/8i system-4).
Este método funciona porque, ao chamar uma função como system usando o opcode **ret** em vez de **call**, a função entende que os primeiros 4 bytes serão o endereço **EIP** para retornar.
Uma técnica interessante com este método é chamar **strncpy()** para mover um payload do stack para o heap e, posteriormente, usar **gets()** para executar esse payload.
Outra técnica interessante é o uso de **mprotect()**, que permite atribuir as permissões desejadas a qualquer parte da memória. Funciona ou funcionava no BDS, MacOS e OpenBSD, mas não no Linux (controla que não seja possível conceder permissões de escrita e execução ao mesmo tempo). Com esse ataque, seria possível reconfigurar a pilha como executável.
Dessa forma, é possível encadear funções a serem chamadas. Além disso, se desejar usar funções com vários argumentos, pode-se colocar os argumentos necessários (por exemplo, 4) e inserir os 4 argumentos e procurar um endereço com opcodes: pop, pop, pop, pop, ret —> **objdump -d executável**
Essa shellcode pode ser repetida indefinidamente nas partes da memória às quais se tem acesso, de modo que uma shellcode facilmente divisível em pequenos pedaços de memória seja obtida.
Útil quando não é possível inserir um endereço do stack no EIP (verifica-se que o EIP não contenha 0xbf) ou quando não é possível calcular a localização da shellcode. No entanto, a função vulnerável aceita um parâmetro (a shellcode irá aqui).
Dessa forma, ao alterar o EIP por um endereço de um **ret**, a próxima direção será carregada (que é o endereço do primeiro argumento da função). Ou seja, a shellcode será carregada.
O exploit seria: SHELLCODE + Preenchimento (até o EIP) + **\&ret** (os próximos bytes da pilha apontam para o início da shellcode, pois o endereço do argumento passado é colocado na pilha)
Parece que funções como **strncpy**, uma vez completas, removem da pilha o endereço onde a shellcode estava armazenada, impossibilitando essa técnica. Ou seja, o endereço passado para a função como argumento (que armazena a shellcode) é alterado por um 0x00, então, ao chamar o segundo **ret**, encontra um 0x00 e o programa falha.
Se não tivermos controle sobre o primeiro argumento, mas sim sobre o segundo ou terceiro, podemos sobrescrever o EIP com um endereço de pop-ret ou pop-pop-ret, conforme necessário.
Em Linux, todos os programas são mapeados começando em 0xbfffffff.
Ao observar como a pilha de um novo processo é construída no Linux, é possível desenvolver um exploit de modo que o programa seja iniciado em um ambiente onde a única variável seja a shellcode. O endereço dela pode ser calculado como: addr = 0xbfffffff - 4 - strlen(NOME_do_executável_completo) - strlen(shellcode)
Como o ESP está sempre apontando para o início da pilha, essa técnica consiste em substituir o EIP pelo endereço de uma chamada para **jmp esp** ou **call esp**. Dessa forma, a shellcode é salva após a sobrescrita do EIP, pois após a execução do **ret**, o ESP estará apontando para o próximo endereço, onde a shellcode foi armazenada.
Caso o ASLR não esteja ativado no Windows ou Linux, é possível chamar **jmp esp** ou **call esp** armazenados em algum objeto compartilhado. Se o ASLR estiver ativado, pode-se procurar dentro do próprio programa vulnerável.
Além disso, o fato de poder colocar a shellcode após a corrupção do EIP, em vez de no meio da pilha, permite que as instruções push ou pop executadas no meio da função não afetem a shellcode (o que poderia ocorrer se estivesse no meio da pilha da função).
De forma semelhante, se soubermos que uma função retorna o endereço onde a shellcode está armazenada, podemos chamar **call eax** ou **jmp eax (ret2eax).**
Em algumas arquiteturas de processadores, cada instrução é um conjunto de 32 bits (como o MIPS, por exemplo). No entanto, na Intel, as instruções têm tamanho variável e várias instruções podem compartilhar um conjunto de bits, por exemplo:
Este programa também é útil para criar os **payloads**. Você pode fornecer a biblioteca da qual deseja extrair os ROPs e ele gerará um payload em Python, ao qual você fornece o endereço da biblioteca desejada e o payload estará pronto para ser usado como shellcode. Além disso, como ele usa chamadas de sistema, não executa nada na pilha, apenas vai armazenando endereços de ROPs que serão executados por meio de **ret**. Para usar esse payload, é necessário chamar o payload por meio de uma instrução **ret**.
Esse tipo de estouro ocorre quando uma variável não está preparada para suportar um número tão grande quanto o fornecido, possivelmente devido a uma confusão entre variáveis com e sem sinal, por exemplo:
No exemplo anterior, vemos que o programa espera 2 parâmetros. O primeiro é o comprimento da próxima string e o segundo é a string.
Se passarmos um número negativo como primeiro parâmetro, será exibido que len <256epassaremosporessefiltro,etambémstrlen(buffer)serámenorquel,poisléumunsignedinteserámuitogrande.
Esse tipo de overflow não busca escrever algo no processo do programa, mas sim contornar filtros mal projetados para explorar outras vulnerabilidades.
Não se sabe o valor que uma variável não inicializada pode assumir e pode ser interessante observá-la. Pode ser que ela assuma o valor que uma variável da função anterior assumia e que essa variável seja controlada pelo atacante.
Em C, **`printf`** é uma função que pode ser usada para **imprimir** uma string. O **primeiro parâmetro** que essa função espera é o **texto bruto com os formatadores**. Os **parâmetros seguintes** esperados são os **valores** para **substituir** os **formatadores** do texto bruto.
A vulnerabilidade ocorre quando um **texto do atacante é colocado como o primeiro argumento** para essa função. O atacante poderá criar uma **entrada especial abusando** das capacidades de **string de formato printf** para **escrever qualquer dado em qualquer endereço**. Dessa forma, sendo capaz de **executar código arbitrário**.
**`%n`** **escreve** o **número de bytes escritos** no **endereço indicado. Escrever** tantos **bytes** quanto o número hexadecimal que precisamos **escrever é como você pode escrever qualquer dado**.
Em um binário, a GOT tem os **endereços das funções ou** da seção **PLT** que irá carregar o endereço da função. O objetivo deste exploit é **sobrescrever a entrada da GOT** de uma função que será executada posteriormente **com** o **endereço** do PLT da função **`system`**. Idealmente, você irá **sobrescrever** a **GOT** de uma **função** que está **prestes a ser chamada com parâmetros controlados por você** (assim você poderá controlar os parâmetros enviados para a função system).
Se **`system`** **não for usada** pelo script, a função system **não** terá uma entrada na GOT. Neste cenário, você precisará **vazar primeiro o endereço** da função `system`.
A **Tabela de Ligação de Procedimentos** é uma tabela **somente leitura** no arquivo ELF que armazena todos os **símbolos necessários que precisam de resolução**. Quando uma dessas funções é chamada, a **GOT** irá **redirecionar** o **fluxo** para a **PLT** para que possa **resolver** o **endereço** da função e escrevê-lo na GOT.\
Então, na **próxima vez** que uma chamada for feita para esse endereço, a **função** é **chamada diretamente** sem precisar resolvê-la.
Como explicado anteriormente, o objetivo será **sobrescrever** o **endereço** de uma **função** na **tabela GOT** que será chamada posteriormente. Idealmente, poderíamos definir o **endereço de um shellcode** localizado em uma seção executável, mas é altamente provável que você não consiga escrever um shellcode em uma seção executável.\
Então, uma opção diferente é **sobrescrever** uma **função** que **recebe** seus **argumentos** do **usuário** e **apontá-la** para a **função `system`**.
Para escrever o endereço, geralmente são feitos 2 passos: Você **escreve primeiro 2Bytes** do endereço e depois os outros 2. Para fazer isso, é usado **`$hn`**.
Essencialmente, esta é uma estrutura com **funções que serão chamadas** antes do programa terminar. Isso é interessante se você puder chamar seu **shellcode apenas pulando para um endereço**, ou em casos em que você precisa voltar ao main novamente para **explorar a string de formato uma segunda vez**.
Note que isso **não** criará um **loop eterno** porque quando você voltar para o principal, o canário perceberá, o final da pilha pode estar corrompido e a função não será chamada novamente. Portanto, com isso você poderá **ter mais 1 execução** da vulnerabilidade.
Uma string de formatação também pode ser abusada para **extrair conteúdo** da memória do programa.\
Por exemplo, na seguinte situação há uma **variável local na pilha apontando para uma flag**. Se você **encontrar** onde na **memória** o **ponteiro** para a **flag** está, você pode fazer o **printf acessar** esse **endereço** e **imprimir** a **flag**:
Note que seguindo o **exploit anterior** e percebendo que você pode **vazar conteúdo**, você pode **definir ponteiros** para o **`printf`** na seção onde o **executável** está **carregado** e **extrair** ele **inteiramente**!
Normalmente você encontrará a seção **DTOR****entre** os valores `ffffffff` e `00000000`. Portanto, se você apenas ver esses valores, significa que **não há nenhuma função registrada**. Portanto, **sobrescreva** o **`00000000`** com o **endereço** do **shellcode** para executá-lo.
O **sprintf move** uma string formatada **para** uma **variável**. Portanto, você poderia abusar da **formatação** de uma string para causar um **estouro de buffer na variável** para onde o conteúdo é copiado.\
Por exemplo, a carga útil `%.44xAAAA` irá **escrever 44B+"AAAA" na variável**, o que pode causar um estouro de buffer.
**`atexit()`** é uma função para a qual **outras funções são passadas como parâmetros**. Essas **funções** serão **executadas** ao executar um **`exit()`** ou o **retorno** do **main**.\
Se você puder **modificar** o **endereço** de qualquer uma dessas **funções** para apontar para um shellcode, por exemplo, você **obterá controle** do **processo**, mas atualmente isso é mais complicado.\
Atualmente, os **endereços das funções** a serem executadas estão **ocultos** por várias estruturas e, finalmente, o endereço para o qual apontam não são os endereços das funções, mas são **criptografados com XOR** e deslocamentos com uma **chave aleatória**. Portanto, atualmente esse vetor de ataque não é muito útil, pelo menos em x86 e x64\_86.\
A **função de criptografia** é **`PTR_MANGLE`**. **Outras arquiteturas** como m68k, mips32, mips64, aarch64, arm, hppa... **não implementam a função de criptografia** porque **retornam o mesmo** que receberam como entrada. Portanto, essas arquiteturas seriam atacáveis por esse vetor.
No entanto, pelo que li, os outros registradores não são protegidos, **então se houver um `call ebx`, `call esi` ou `call edi`** dentro da função chamada, o controle pode ser assumido. Ou também poderia modificar EBP para modificar o ESP.
Cada objeto de uma **classe** tem um **VPtr** que é um **ponteiro** para o array de sua classe. O VPtr faz parte do cabeçalho de cada objeto, então se uma **sobrescrita** do **VPtr** for alcançada, poderia ser **modificado** para **apontar** para um método fictício para que a execução de uma função vá para o shellcode.
Código e dados iniciados e não iniciados: .text, .data e .bss —> 16 bits de entropia na variável delta\_exec, esta variável é iniciada aleatoriamente com cada processo e é somada aos endereços iniciais
É uma técnica para transformar um estouro de buffer em um erro de formatação de string. Consiste em substituir o EIP para apontar para um printf da função e passar uma string de formato manipulada como argumento para obter valores sobre o estado do processo.
As bibliotecas estão em uma posição com 16 bits de aleatoriedade = 65636 possíveis endereços. Se um servidor vulnerável chamar fork(), o espaço de endereçamento de memória é clonado no processo filho e permanece intacto. Portanto, pode-se tentar fazer uma força bruta na função usleep() da libc passando "16" como argumento, de modo que quando demorar mais do que o normal para responder, a função será encontrada. Sabendo onde está essa função, pode-se obter delta\_mmap e calcular as demais.
**StackGuard** insere antes do EIP —> 0x000aff0d(null, \n, EndOfFile(EOF), \r) —> Continuam vulneráveis recv(), memcpy(), read(), bcopy() e não protege o EBP
Ele armazena em uma tabela (Global Return Stack) todos os endereços EIP de retorno para que o estouro de buffer não cause nenhum dano. Além disso, os dois endereços podem ser comparados para verificar se houve um estouro.
Também é possível verificar o endereço de retorno com um valor limite, então se o EIP for para um local diferente do habitual, como o espaço de dados, será detectado. Mas isso pode ser contornado com Ret-to-lib, ROPs ou ret2ret.
Coloca o canário antes do EBP. Reorganiza as variáveis locais para que os buffers estejam nas posições mais altas e, assim, não possam sobrescrever outras variáveis.
O canário é um número aleatório retirado de "/dev/urandom" ou senão é 0xff0a0000. É armazenado em TLS (Thread Local Storage). Os threads compartilham o mesmo espaço de memória, o TLS é uma área que tem variáveis globais ou estáticas de cada thread. No entanto, em princípio, essas são copiadas do processo pai, embora o processo filho possa modificar esses dados sem modificar os do pai ou dos outros filhos. O problema é que se usar fork() mas não criar um novo canário, então todos os processos (pai e filhos) usarão o mesmo canário. No i386, é armazenado em gs:0x14 e no x86\_64, é armazenado em fs:0x28
Essa proteção localiza funções que tenham buffers que possam ser atacados e inclui no início da função código para colocar o canário e no final para verificá-lo.
A função fork() faz uma cópia exata do processo pai, por isso, se um servidor web chamar fork(), pode-se fazer um ataque de força bruta byte a byte até descobrir o canário que está sendo usado.
Se usar a função execve() após fork(), o espaço é sobrescrito e o ataque não é mais possível. vfork() permite executar o processo filho sem criar um duplicado até que o processo filho tente escrever, então cria o duplicado.
**Relro (Read only Relocation)** afeta as permissões de memória de forma semelhante ao NX. A diferença é que, enquanto com o NX torna a pilha executável, o RELRO torna **certas coisas somente leitura** para que não possamos escrever nelas. A maneira mais comum que vi isso ser um obstáculo é nos impedindo de fazer uma **sobrescrita da tabela `got`**, que será abordada posteriormente. A tabela `got` contém endereços de funções libc para que o binário saiba quais são os endereços e possa chamá-los. Vamos ver como são as permissões de memória para uma entrada da tabela `got` para um binário com e sem relro.
Para o binário **sem relro**, podemos ver que o endereço de entrada `got` para `fgets` é `0x404018`. Ao analisar os mapeamentos de memória, vemos que ele está entre `0x404000` e `0x405000`, que tem as **permissões `rw`**, significando que podemos ler e escrever nele. Para o binário **com relro**, vemos que o endereço da tabela `got` para a execução do binário (o pie está ativado, então este endereço irá mudar) é `0x555555557fd0`. Nos mapeamentos de memória desse binário, ele está entre `0x0000555555557000` e `0x0000555555558000`, que tem a permissão de memória **`r`**, significando que só podemos ler dele.
Então, qual é o **bypass**? O bypass típico que eu uso é simplesmente não escrever em regiões de memória que o relro faz ser somente leitura, e **encontrar uma maneira diferente de obter a execução de código**.
* Lazy binding: O endereço de uma função é procurado na primeira vez que a função é chamada. Portanto, o GOT precisa ter permissões de escrita durante a execução.
* Bind now: Os endereços das funções são resolvidos no início da execução, então permissões somente leitura são dadas a seções sensíveis como .got, .dtors, .ctors, .dynamic, .jcr. `` `** ``-z relro`**`y`**`-z now\`\*\*
Cuando o binário é carregado na memória e uma função é chamada pela primeira vez, ele salta para a PLT (Procedure Linkage Table), a partir daí ele faz um salto (jmp) para a GOT e descobre que essa entrada não foi resolvida (contém um endereço seguinte da PLT). Então ele invoca o Runtime Linker ou rtfd para resolver o endereço e salvá-lo na GOT.
Quando uma função é chamada, ela chama a PLT, que tem o endereço da GOT onde o endereço da função é armazenado, redirecionando o fluxo para lá e assim chamando a função. No entanto, se for a primeira vez que a função é chamada, o que está na GOT é a próxima instrução da PLT, então o fluxo segue o código da PLT (rtfd) e descobre o endereço da função, salva na GOT e chama.
Ao carregar um binário na memória, o compilador informa em qual offset os dados que devem ser carregados quando o programa é executado devem ser colocados.
Lazy binding —> O endereço da função é procurado apenas na primeira vez que a função é chamada, então a GOT tem permissões de escrita para que, quando for procurado, seja salvo lá e não precise ser procurado novamente.
Bind now —> Os endereços das funções são procurados ao carregar o programa e as permissões das seções .got, .dtors, .ctors, .dynamic, .jcr são alteradas para somente leitura. **-z relro** e **-z now**
O segundo não permite que **%n** venha de uma seção com permissões de escrita. Além disso, o parâmetro para acesso direto de argumentos só pode ser usado se os anteriores forem usados, ou seja, só pode ser usado **%3$d** se antes tiver sido usado **%2$d** e **%1$d**
Para mostrar a mensagem de erro, é usado o argv\[0\], então se for colocado lá o endereço de outro local (como uma variável global), a mensagem de erro mostrará o conteúdo dessa variável. Página 191
Intercepta chamadas a algumas funções inseguras por outras seguras. Não é padronizado. (apenas para x86, não para compilações com -fomit-frame-pointer, não para compilações estáticas, nem todas as funções vulneráveis se tornam seguras e LD\_PRELOAD não funciona em binários com suid).
Consiste em carregar as bibliotecas compartilhadas de 0x00000000 a 0x00ffffff para sempre ter um byte 0x00. No entanto, isso realmente não impede quase nenhum ataque, especialmente em little endian.
Consiste em realizar um ROP de forma que se chame a função strcpy@plt (da plt) e se aponte para a entrada da GOT e se copie o primeiro byte da função que se deseja chamar (system()). Em seguida, faz-se o mesmo apontando para GOT+1 e copiando o segundo byte de system()... No final, chama-se o endereço armazenado na GOT que será system()
Para funções que usam o EBP como registro para apontar para os argumentos ao modificar o EIP e apontar para system(), também é necessário modificar o EBP para apontar para uma área de memória que tenha 2 bytes quaisquer e, em seguida, o endereço para &”/bin/sh”.
Ao liberar um troço, se algum dos contíguos estiver livre, eles são fundidos pela macro unlink() e o novo troço maior é passado para frontlink() para ser inserido no bin apropriado.
Portanto, se conseguirmos modificar o P->bk com o endereço de um shellcode e o P->fd com o endereço de uma entrada na GOT ou DTORS menos 12, conseguimos:
BK->fd = FD -> \*(\&shellcode + 8) = (&\_\_dtor\_end\_\_ - 12) —> Isso provoca a escrita de 4 bytes a partir do 8º byte da shellcode, então a primeira instrução da shellcode deve ser um jmp para pular isso e chegar a uns nops que levam ao restante da shellcode.
Depois da shellcode, inserimos preenchimento até chegar ao campo prev\_size e size do próximo troço. Nestes locais, inserimos 0xfffffff0 (para sobrescrever o prev\_size para que tenha o bit que indica que está livre) e “-4” (0xfffffffc) no size (para que, ao verificar no 3º troço se o 2º estava livre, na verdade vá para o prev\_size modificado que dirá que está livre) -> Assim, quando o free() investigar, ele irá para o size do 3º, mas na verdade irá para o 2º - 4 e pensará que o 2º troço está livre. Então chamará o **unlink()**.
Ao chamar unlink(), ele usará os primeiros dados do 2º troço como P->fd, então é aí que será inserido o endereço a ser sobrescrito - 12 (pois em FD->bk ele somará 12 ao endereço armazenado em FD). E nesse endereço, será inserido o segundo endereço encontrado no 2º troço, que será o endereço da shellcode (P->bk falso).
**fake\_size = pack("\<I”, 0xfffffffc) #-4, para que pense que o “size” do 3º troço está 4bytes atrás (aponta para prev\_size) pois é aí que ele verifica se o 2º troço está livre**
**got\_free = pack("\<I", 0x08048300 - 12) #Endereço de free() na plt-12 (será o endereço que será sobrescrito para que a shellcode seja executada na 2ª vez que free() for chamado)**
Então, o programa pensará que “a” está livre e em um bin, então chamará unlink() para desvinculá-lo. No entanto, como o cabeçalho PREV\_SIZE vale -4, ele pensará que o troço “a” realmente começa em b+4. Ou seja, fará um unlink() para um troço que começa em b+4, então em b+12 estará o ponteiro “fd” e em b+16 estará o ponteiro “bk”.
Dessa forma, se conseguirmos modificar o P->bk com o endereço de um shellcode e o P->fd com o endereço de uma entrada na GOT ou DTORS menos 12, conseguimos:
BK->fd = FD -> \*(\&shellcode + 8) = (&\_\_dtor\_end\_\_ - 12) —> Isso provoca a escrita de 4 bytes a partir do 8º byte da shellcode, então a primeira instrução da shellcode deve ser um jmp para pular isso e chegar a uns nops que levam ao restante da shellcode.
Depois da shellcode, inserimos preenchimento até chegar ao campo prev\_size e size do próximo troço. Nestes locais, inserimos 0xfffffff0 (para sobrescrever o prev\_size para que tenha o bit que indica que está livre) e “-4” (0xfffffffc) no size (para que, ao verificar no 3º troço se o 2º estava livre, na verdade vá para o prev\_size modificado que dirá que está livre) -> Assim, quando o free() investigar, ele irá para o size do 3º, mas na verdade irá para o 2º - 4 e pensará que o 2º troço está livre. Então chamará o **unlink()**.
Ao chamar unlink(), ele usará os primeiros dados do 2º troço como P->fd, então é aí que será inserido o endereço a ser sobrescrito - 12 (pois em FD->bk ele somará 12 ao endereço armazenado em FD). E nesse endereço, será inserido o segundo endereço encontrado no 2º troço, que será o endereço da shellcode (P->bk falso).
**fake\_size = pack("\<I”, 0xfffffffc) #-4, para que pense que o “size” do 3º troço está 4bytes atrás (aponta para prev\_size) pois é aí que ele verifica se o 2º troço está livre**
**got\_free = pack("\<I", 0x08048300 - 12) #Endereço de free() na plt-12 (será o endereço que será sobrescrito para que a shellcode seja executada na 2ª vez que free() for chamado)**
Então, o programa pensará que “a” está livre e em um bin, então chamará unlink() para desvinculá-lo. No entanto, como o cabeçalho PREV\_SIZE vale -4, ele pensará que o troço “a” realmente começa em b+4. Ou seja, fará um unlink() para um troço que começa em b+4, então em b+12 estará o ponteiro “fd” e em b+16 estará o ponteiro “bk”.
Dessa forma, se conseguirmos modificar o P->bk com o endereço de um shellcode e o P->fd com o endereço de uma entrada na GOT ou DTORS menos 12, conseguimos:
