棧是一種有限儲存的資料結構–資料只能在棧的頂端進行新增或刪除，遵循lifo（後進先出）原則。棧支援兩種操作push和pop。
push：在棧頂新增乙個資料。
pop：從棧頂移除乙個資料。
接下來我們看一下一段c程式的記憶體結構在函式呼叫和返回時內容是如何變化的。
text：包含將要執行的**。
data：包含程式的全域性資訊。
stack：包含呼叫函式的入參，返回位址和函式區域性變數。這是乙個lifo的結構，向下增長（從高位址向低位址增長）。
heap：擁有動態分配的記憶體。當我們呼叫malloc動態記憶體時，就是從堆分配的。當請求分配記憶體時，堆在記憶體中是向上增長的（從低記憶體位址向高記憶體位址）。
接下來了解下基於intel的cpu暫存器
eip：指令暫存器
esp：棧暫存器
ebp：棧基址暫存器
esi：源暫存器
edi：目標暫存器
eax：累加暫存器
ebx：基址暫存器
ecx：計數暫存器
edx：資料暫存器
在這裡我們主要關心ebp，eip和esp暫存器。ebp指向了棧底的高記憶體位址，esp指向了棧頂的低記憶體位址，eip儲存下乙個執行指令的位址。eip是乙個唯讀暫存器，所以我們不能直接修改它的值。
當乙個函式被呼叫的時候，上下文資訊（主要是暫存器值）會被入棧儲存，一旦函式執行完成，相關的寄存哭喊會出棧恢復上下文。cpu需要知道從**繼續執行指令，這個返回位址在函式呼叫時入棧，函式返回時出棧（ret或retn）。
為方便理解，假設有乙個程式，main函式呼叫了func()函式，那麼當程式啟動時，main函式會被呼叫，並在棧開闢一段空間，然後再呼叫func()。而在執行func()函式前，main函式通過將返回位址入棧來標記當func()執行完畢後，將要從**繼續執行。
示例**
#include
#include
void function2()
void function1(char *str)
void main(int argc, char *argv)
上面的**包含兩個函式function1()和function2()
（1）、main()函式呼叫用function1並列印訊息」executed normally」;
（2）、function1()分配乙個長度為5的緩衝記憶體，然後將main()函式傳遞的字串拷貝到這個記憶體。
（3）、function2()列印」execution flow changed」，但並是通過main函式或function1函式呼叫。
我們的目的就是通過控制eip劫持程式的執行順序來執行function2函式。
編譯程式：gcc -g -fno-stack-protector -z execstack -o bufferoverflow overflow.c
-g告訴gcc新增額外的除錯資訊
-fno-stack-protector 關掉記憶體保護機制
-z execstack 讓棧空間可執行。
當執行程式並傳遞」aaaa」時，程式正常執行並顯示executed normally。
下一步試著讓程式崩潰，傳遞引數」aaaaaaaaaaaaaaaaaaaa」
我們用gdb開啟程式，使用list命令顯示源**，並function1呼叫，function1退出及strcpy函式設定斷點。
新增完斷點後傳入引數」aaaa」執行程式，分析斷點時esp和ebp的值，試著找出aaaa(0x41414141)儲存在**。
function呼叫時，ebp和esp：
strcpy呼叫時，ebp和esp：
回想下上面說的，」返回位址」就在ebp的下面。當返回位址被覆蓋後，gdb會出現段錯誤提示訊息0x414141 in ??()。這表示已經成功改寫了函式返回位址了，即eip的值。
接下來可以通過提供function2函式的位址進行劫持。function2()的位址可以通過下面的命令獲取
在進行下一步動作之前，我們再理一下，測試環境用的是intel cpu架構，在記憶體中是以小端進行儲存的，所以生成的payload需要轉換順序。我們用python生成目標payload。命令：run $(python -c 『print 「a」*17 + 「\x1b\x84\x04\x08″『)
當跑完所有斷點後，可以看到列印了訊息」execution flow changed」，然後程式崩潰。
為了再次檢查確認是否成功劫持程式執行，退出gdb，並執行如下命令：
這樣我們就成功利用了棧緩衝區溢位漏洞了。
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