proto.lib

ASLR & PIE: vì sao exploit chạy lại lần hai thất bại

Khi exec() nạp tiến trình, kernel ngẫu nhiên hoá base của stack, heap/mmap và (với binary PIE) chính executable, nên địa chỉ hardcode trong exploit lần trước gần như chắc chắn sai ở lần chạy sau; đây là một lớp phòng thủ làm khó khai thác chứ không vá lỗi.

Operating SystemsTrung bình2026-08-20
ASLR & PIE: vì sao exploit chạy lại lần hai thất bại

Tags

#aslr#pie#exploit-mitigation#randomize_va_space#proc-maps#memory-layout#execve

Tài liệu tham khảo

Mở rộng

Animation gốc là một file HTML tự chứa, có thể nhúng lại ở bất kỳ trang nào khác. Mở file gốc

Liên quan

Operating SystemsTrung bình

Stack Canary & NX: chặn overflow, đẩy attacker sang ROP

Stack canary là một giá trị ngẫu nhiên đặt giữa biến cục bộ và saved return address, được kiểm tra trước ret — sai thì abort ngay; NX/W^X đánh dấu stack và heap không thể thực thi nên shellcode chèn vào không chạy được, buộc kỹ thuật tấn công chuyển sang tái sử dụng code có sẵn (ROP).

#stack-canary#stack-protector#nx-bit#w-xor-x
Operating SystemsTrung bình

O_CLOEXEC: tránh rò rỉ fd qua execve()

Mặc định, fd đang mở sống sót qua execve() và bị chương trình mới thừa kế; nếu server mở socket lắng nghe hay file cấu hình mà không đánh dấu close-on-exec, mọi tiến trình con nó spawn ra sẽ giữ fd đó mở, gây EADDRINUSE khi restart hoặc rò rỉ dung lượng file đã unlink.

#o_cloexec#fd_cloexec#execve#fcntl
Operating SystemsNâng cao

execve() nạp ELF: từ file nhị phân tới address space mới

execve() thay thế hoàn toàn address space của process hiện tại: đọc ELF header để tìm các PT_LOAD segment, mmap chúng vào bộ nhớ (text read-only/exec, data/.bss ghi được), nạp trình liên kết động PT_INTERP (ld.so), dựng stack ban đầu với argv/envp/auxv rồi nhảy tới entry point.

#execve#elf#pt_load#ld.so