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Attack

SybilAttack可译作女巫攻击。Douceur首次给出了Sybil攻击的概念,即在对等网络中,单一节点具有多个身份标识,通过控制系统的大部分节点来削弱冗余备份的作用。同时,提出了一种使用可信证书中心来验证通信实体身份以防止Sybil攻击的方案,这种解决方案显然不适用于传感器网络.Newsome系统分析了Sybil攻击对传感器网络诸多功能(包括路由、资源分配和非法行为检测等)的危害,对Sybil攻击进行了科学的分类,提出了运用无线资源检测来发现Sybil攻击,并使用身份注册和随机密钥分发方案建立节点之间的安全连接等方法来防止Sybil攻击。

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    attack_type详细攻击类型,全部攻击类型信息。 attack_category攻击一级分类,暂未提供。 count聚合攻击次数,相同攻击源 IP 和攻击类型,汇总每10秒产生的攻击次数。attack_ip攻击源 IP,客户端攻击的源 IP。 rule_id命中规则 ID,触发防护策略的规则 ID,其中 AI 引擎检出的攻击,规则 ID 为0。attack_time攻击时间,客户端攻击触发的时间。 attack_place攻击位置,攻击方式在 HTTP 请求中的位置。 action执行动作客户端攻击触发的动作。attack_content攻击内容,客户端触发攻击的内容。 http_log请求的其他信息,包括请求协议、协议版本等信息。 user_agentUser-Agent。attack_ip客户端攻击 IP。 attack_type客户端攻击类型。 args_name客户端请求攻击发生的位置,如请求参数、URI、IP 等。
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  • 事件日志

    req_body_size请求正文大小(字节)0 rsp_header_size响应头部大小(字节)259 rsp_bytes响应字节数,节点实际响应客户端内容大小(字节),包括头部、正文259 waf_attack_payloadWebid=1 or 5=5 waf_attack_typeWeb 攻击请求的攻击类型1010 waf_attack_locationWeb 攻击请求发生的位置,例如请求参数、URI、IP 等REQUEST_URI_RAWfalse; language=zh, req_header_size: 360, req_body_size: 0, rsp_header_size: 259, rsp_bytes: 259, waf_attack_payloadid=1 or 5=5, waf_attack_type: 1010, waf_attack_location: REQUEST_URI_RAW, uuid: 2844838522671723187}
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  • PWN入门(Fastbin Attack)

    fastbin大小:32位:16-64字节 0x10-0x4064位:32-128字节 0x20-0x80chunk 的大小而不是申请的内存的大小(申请的内存加上 chunk 头)fastbinsY 是一个数组,相同大小的 chunk 放在一个数组元素指向的链表里面单向链表后进先出,fastbinsY 数组中每一个元素指向该链表的尾结点,尾结点在通过 fd 指针指向前一个节点例如:free(ptr1); free(ptr2);最后那么是这样的 fastbin -> ptr2 -> ptr1空闲的 fastbin chunk 不会被合并,不会修改 chunk 头拿这个例子做一下实验#includevoid main(){ char *a1=malloc(0x10); memset(a1,0x41,0x10); char *a2=malloc(0x10); memset(a2,0x42,0x10); char *a3=malloc(0x10); memset(a3,0x43,0x10); char *a4=malloc(0x30); memset(a4,0x44,0x30); char *a5=malloc(0x30); memset(a5,0x45,0x30); printf(malloc done!n); free(a1); free(a2); free(a3); free(a4); free(a5); printf(free donen);} ?可以看出链表来,后释放的 fd 指向上一个的,而不同大小的不会指向?Fastbin Double Freewiki 上的描述,可以看到 chunk1 的 fd 会指向 chunk2 那么如果 chunk1 是我们可控的那么就可以申请任意地址的 fastbin?House Of Spirit又是全新的知识 Orz在目标地址伪造 fastbin chunk,然后释放掉,从而达到分配指定地址的 chunk 的目的有一些条件:fake chunk 的 ISMMAP 位不能为 1,因为 free 时,如果是 mmap 的 chunk,会单独处理fake chunk 地址需要对齐, MALLOC_ALIGN_MASKfake chunk 的 size 大小需要满足对应的 fastbin 的需求,同时也得对齐fake chunk 的 next chunk 的大小不能小于 2 * SIZE_SZ,同时也不能大于av->system_memfake chunk 对应的 fastbin 链表头部不能是该 fake chunk,即不能构成 double free 的情况#include #include int main() { malloc(1); fprintf(stderr, We will overwrite a pointer to point to a fake fastbin region. This region contains two chunks.n); unsigned long long *a, *b; unsigned long long fake_chunks __attribute__ ((aligned (16))); fprintf(stderr, The first one: %pn, &fake_chunks); fprintf(stderr, The second one: %pn, &fake_chunks); fake_chunks = 0x20; the size fake_chunks = 0x1234; nextsize fake_chunks = 0x4141414141414141LL; fake_chunks = 0x4141414141414141LL; fprintf(stderr, Overwritting our pointer with the address of the fake region inside the fake first chunk, %p.n, &fake_chunks); a = &fake_chunks; fprintf(stderr, Freeing the overwritten pointer.n); free(a); fprintf(stderr, Now the next malloc will return the region of our fake chunk at %p, which will be %p!n, &fake_chunks, &fake_chunks); b = malloc(0x10); fprintf(stderr, malloc(0x10): %pn, b); b = 0x4242424242424242LL;}通过构造 fake chunk,然后把它给释放掉,这样再次申请相同大小的 chunk 的时候就会匹配到这里house-of-spirit 是一种通过堆的 fastbin 机制来辅助栈溢出的方法如果栈溢出的时候溢出的长度不能覆盖掉返回地址的但是却可以覆盖栈上面一个即将 free 的指针的话,我们可以把这个指针覆盖为栈上的某一个地址,并且把这个地址上伪造一个 chunk,free 之后再次 malloc 就可以申请到栈上面伪造的那一块,这时候就有可能改写返回地址了通过上面那个程序直观的看一下gcc -g house_of_spirit.c首先在程序的第 14 行下个断点 b 14运行到这里可以看到 fake_chunk 目前还没有被我们写入?我们直接让他写完,再来看一下,已经构造出 fake chunk 了?对 fake_chunk 进行 free 之后?可以看一下 fastbin 现在已经是有了我们构造的那个 fake_chunk 了?接下来再次 malloc 一个相同大小的 chunk 就会把这里申请过去b = malloc(0x10);b = 0x4242424242424242LL; ?构造 chunk 的时候要注意绕过一些检查:后面那三个特殊的标志位前两个必须都为 0,写 size 位的时候直接 0xN0就可以了,然后大小要注意符合 fastbin 的大小,next chunk 的大小也要注意,必须大于 2*SIZE_SZ,小于 av->system_mem64位下:16< next chunk 的 size < 128Alloc to Stack通过修改 fd 指针,指向栈上,从而申请栈上的空间,进而控制返回地址Arbitrary Alloc跟上一个的区别在于这个是往任何可写的地方去分配 chunk2014 hack.lu oreo先随便申请两个看一下结构add(1*20,a*20)add(2*20,b*20) 可以看到申请的第二个上有一个指向第一个的指针?那如果第 2 个的 name 再多写一点,就可以覆盖掉这个指针了name = a*27 + elf.got?这时候再去 show 就能拿到 puts 的真实地址了,拿到之后就可以计算出 libc 的地址,进而拿到 system 和 binsh 的地址接下来需要伪造一个 chunk,因为枪支的 chunk 大小是 0x40的,而那个计数的东西在 bss 段中 0x804A2A4 的位置,每 add 一个就会 +1,可以用来作为 fake chunk 的 size,只需要多申请几个就可以这时候可以同时把最后一个的指针改为 fake chunk 的地址(0x804A2A4 + 0x4)?count=1while count
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