加深PLT-GOT表机制的理解
之前的一篇讲libc的文章中讲过有关plt-got表的延迟绑定机制，而覆盖got表的方法也早已称为pwn中最常用的技巧之一；但是笔者近期闲来无事对改机制进行了更详细的逆向分析，有了一个更加清晰的图景，借此文分享一下：
分析就得事必躬亲，自行找一个有libc调用的程序，32位64位皆可，丢进IDA里面去看PLT表，快捷点的方法就是找个call <libc_func>双击函数名一跟，比如我们下面这个例子：
我们随便找个函数看看，就选exit吧：
可以看到：PLT表中，exit表项其实是一条jmp指令，这可能和我们的习惯理解有出入，我们习惯思维里面一般感觉表都应该是存一些数据（如地址），但是实际上这里是一个jmp跳板。那么jmp跳到哪呢？就是cs:exit_ptr，最近学了计组才明白这是一个寄存器变址寻址，cs代表一个独立的小代码段（code segment）。
cs段：
往往是由单位指令长（32位/64位）整数倍的地址开始，以一系列align对齐伪命令结尾，可能是为了方便寻址吧，具体作用之后有机会再聊，现在只需要了解这两个特点就好。
在PLT表中，每个jmp跳板其实都是一个cs段，想看的自行看IDA。
我们现在来看一下plt中jmp跳板项的HEX，以exit为例：
其中，FF 25代表的就是jmp指令，读者不妨自行看看其他plt表项，每个plt表项的头两个字节都是FF 25；后面的5A 08 20 00是小端序的一个地址偏移，我们刚刚说了此处是寄存器变址寻址，我们现在不妨来看exit的got表：
可以看到got表地址的小端序是：E0 0F 20 00，与上面的5A 08 20 00的确不同（寄存器变址寻址），我们做个差，算得结果为：0x786，我们到exit的plt项再看，双击jmp cs:exit_ptr中的cs这个词：
我们看到，cs段的End address正是0x786，这就是通过偏移计算出got表地址的过程（这里还是一个间址寻址）
好，现在我们去看got表在初始的时候（未绑定的时候）是个什么样子：
未绑定时，got表的值就是0x201050，这个地址处的东西就是上面的extrn，可见：
在延迟绑定机制下，第一次调用某个libc函数时（未绑定时），就会执行到上图的位置，进行extrn将libc中相应函数的真实地址扩展进来，扩展的过程实现了将got表项改写为函数的真实RVA，这个过程就叫做“绑定”！
绑定以后，第二次、第三次再调用这个函数的时候，jmp到的就不是0x201050了，而是jmp到函数的真实地址了！
有关漏洞挖掘：
1.我们篡改的都是got表，而从未听说过篡改plt表这种操作，现在了解了plt表项的实质是一个指令后就明白了，代码段根本就不可写。
2.可供篡改的字节有限时：考虑延迟绑定状态！假如说我们只能获得有限字节数的任意写内存的机会，我们又想要覆盖got表，在某些情形下可能就需要覆盖某些函数的地址高位被随机化的字节，而不是全部字节，目的就是实现当下次调用受害函数时劫持到目标地址，在这种情况下，我们需要考虑在我们进行改写时函数的绑定状态，因为绑定和未绑定时got表中的那个地址值是不一样的，而我们并不是篡改每一个字节！
谢谢阅读！