repaly经验重放那里前面已经讲了很多了，没什么好说的了
整个过程训练了100轮次，每个轮次先初始化加入500个记忆
训练时，从这个经验数据中随机抽取batch_size个大小进行训练
本代码的模型很简单：
拿站 入侵渗透 劫持 抓取 SDK，DPI MD5
黑客接单/黑客业务/入侵改分,改单/逆向破解/外挂/渗透业务咨询 ：@w202880
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训练时，从这个经验数据中随机抽取batch_size个大小进行训练
本代码的模型很简单：
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要在 Linux 系统上安装 BeEF，您可以直接从其 GitHub 存储库克隆它。这可确保您拥有该工具的最新版本。
sudo apt-get update
sudo apt-get install git
git clone githubcom/beefproject/beef.git
cd beef
./install
安装后，您可以使用以下命令运行 BeEF
安装 Metasploit
Metasploit 的安装可以通过 Rapid7 提供的软件包来实现，它通过自动化脚本简化了安装过程
客服 @w202880
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cd beef
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安装后，您可以使用以下命令运行 BeEF
安装 Metasploit
Metasploit 的安装可以通过 Rapid7 提供的软件包来实现，它通过自动化脚本简化了安装过程
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Linux内核漏洞分析之CVE-2026-23394
复现流程： qemu启动内核后，将poc编译传到vm中（或者编译好重新打包文件系统），多次运行（竞态洞是这样的：）即可触发kasan报告
漏洞的本质是race condition。在Linux内核中，可以通过af_unix传递fd，为了避免产生循环引用造成内存泄漏使用unix_gc进行清理。而unix_gc使用unix_gc_lock自旋锁，peek操作却没有同步使用gc锁，导致skb在check之后移出接收队列之前出现竞争窗口导致race condition，最终引发uaf
在unix_stream_read_generic函数中，peek操作也有获取锁的操作，但获取的是状态锁而不是gc锁
最终导致两个操作可以并发竞态
而unix_gc的处理逻辑是这样的，通过unix_vertex_dead判断存活
check完之后调用unix_collect_skb，将dead的skb从接收队列解链存入到hitlist中后续进行释放
而check的逻辑和漏洞相关的主要是total_ref，它需要等于顶点的出度（说大白话就是不存在额外引用）
也就是说，竞争窗口位于获取total_ref之后，接收队列解链之前（因为peek操作也是从接收队列读取skb，如果skb已经从接收队列解链了也就读不到了）
竞态原理分析到这就结束了，但怎么进行利用呢？其实可以参考CVE-2025-40214，这两个漏洞原理不一样但最终实现的效果是有些相似的
SOCK_STREAM类型的unix_sock支持MSG_OOB，其会使得skb产生一条额外引用sk->oob_skb
复现流程： qemu启动内核后，将poc编译传到vm中（或者编译好重新打包文件系统），多次运行（竞态洞是这样的：）即可触发kasan报告
漏洞的本质是race condition。在Linux内核中，可以通过af_unix传递fd，为了避免产生循环引用造成内存泄漏使用unix_gc进行清理。而unix_gc使用unix_gc_lock自旋锁，peek操作却没有同步使用gc锁，导致skb在check之后移出接收队列之前出现竞争窗口导致race condition，最终引发uaf
在unix_stream_read_generic函数中，peek操作也有获取锁的操作，但获取的是状态锁而不是gc锁
最终导致两个操作可以并发竞态
而unix_gc的处理逻辑是这样的，通过unix_vertex_dead判断存活
check完之后调用unix_collect_skb，将dead的skb从接收队列解链存入到hitlist中后续进行释放
而check的逻辑和漏洞相关的主要是total_ref，它需要等于顶点的出度（说大白话就是不存在额外引用）
也就是说，竞争窗口位于获取total_ref之后，接收队列解链之前（因为peek操作也是从接收队列读取skb，如果skb已经从接收队列解链了也就读不到了）
竞态原理分析到这就结束了，但怎么进行利用呢？其实可以参考CVE-2025-40214，这两个漏洞原理不一样但最终实现的效果是有些相似的
SOCK_STREAM类型的unix_sock支持MSG_OOB，其会使得skb产生一条额外引用sk->oob_skb
所以攻击者就相当于发布者的身份，被攻击的目标就是订阅者的身份，所以自定义topic的攻击面就是订阅者的回调函数。通过到了相应的路由，那么漏洞类型和http相关的类型差不多，可能涉及到逻辑漏洞、命令注入、溢出等。
很多设备的mqtt组件都是基于Mosquitto改的，当然还有些是自定义实现的。不管是哪种，我们去挖掘其攻击面无非还是挖掘组件本身和路由(topic)，挖掘的过程可以借鉴Mosquitto的代码和它的框架类型，快速地找到相应的逻辑代码。在实际挖掘过程中发现有些设备的mqtt组件存在协议版本过久和一些配置文件写死的情况，在这种情况下topic的攻击面将大大增加。
接数据提取 破解入侵 网址渗透 爬虫 数据库提取黑客拖库等一切手段，可以点击自助简单测试工具效果再谈价格，欢迎合作 @w202880
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某远oa-xrdController.do后台-文件复制漏洞
漏洞复现
1.查看补丁
存在漏洞的Controller为xrdController首先看看补丁与漏洞代码有何不同 重点关注 checkIsSign 方法中的 fileName 参数 在有漏洞的版本之中直接通过接收 http的参数来拼接路径 (所以这个时候我们通过传入 ../../ 就能达到目录穿越的效果) 然而在补丁之中则是通过
2.漏洞分析
由下述代码可以得知 http 需要接受 两个参数 一个是 summaryId 另外一个参数则是 attList ( attList fildData[0] 则是我们需要传入的 fileid , fildData[1]则是我们传入的 filename 通过 $ 符号分割)
接着我们来看一下 创建文件夹 与 创建文件的 两个方法 createDir 与 decrypt 可以看到都是很耿直的方法没有经过任何过滤。
getFile 传入的就是fileid
所以这个时候理论上我们只需要再上传一个文件拿到fileid即可 这里我们采用 fileUpload.do 的 processUpload 方法上传 回包记录 fileid
3.构造POC
这个时候就可以开始构造最终POC 这里是有一点小鸡肋的 我们得知道 web的绝对路径 才可以写入web目录
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漏洞复现
1.查看补丁
存在漏洞的Controller为xrdController首先看看补丁与漏洞代码有何不同 重点关注 checkIsSign 方法中的 fileName 参数 在有漏洞的版本之中直接通过接收 http的参数来拼接路径 (所以这个时候我们通过传入 ../../ 就能达到目录穿越的效果) 然而在补丁之中则是通过
fileName = (new File(Strings.getCanonicalPath(fileName))).getName(); 来获取 fileName 从而限制传参达到过滤的效果
2.漏洞分析
由下述代码可以得知 http 需要接受 两个参数 一个是 summaryId 另外一个参数则是 attList ( attList fildData[0] 则是我们需要传入的 fileid , fildData[1]则是我们传入的 filename 通过 $ 符号分割)
接着我们来看一下 创建文件夹 与 创建文件的 两个方法 createDir 与 decrypt 可以看到都是很耿直的方法没有经过任何过滤。
getFile 传入的就是fileid
/seeyon/xrdController.do?method=checkIsSign&summaryId=123&attList={fildData[0]}${fildData[1]}所以这个时候理论上我们只需要再上传一个文件拿到fileid即可 这里我们采用 fileUpload.do 的 processUpload 方法上传 回包记录 fileid
3.构造POC
这个时候就可以开始构造最终POC 这里是有一点小鸡肋的 我们得知道 web的绝对路径 才可以写入web目录
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Linux内核漏洞分析之CVE-2026-23394
复现流程： qemu启动内核后，将poc编译传到vm中（或者编译好重新打包文件系统），多次运行（竞态洞是这样的：）即可触发kasan报告
漏洞的本质是race condition。在Linux内核中，可以通过af_unix传递fd，为了避免产生循环引用造成内存泄漏使用unix_gc进行清理。而unix_gc使用unix_gc_lock自旋锁，peek操作却没有同步使用gc锁，导致skb在check之后移出接收队列之前出现竞争窗口导致race condition，最终引发uaf
在unix_stream_read_generic函数中，peek操作也有获取锁的操作，但获取的是状态锁而不是gc锁
最终导致两个操作可以并发竞态
而unix_gc的处理逻辑是这样的，通过unix_vertex_dead判断存活
check完之后调用unix_collect_skb，将dead的skb从接收队列解链存入到hitlist中后续进行释放
而check的逻辑和漏洞相关的主要是total_ref，它需要等于顶点的出度（说大白话就是不存在额外引用）
也就是说，竞争窗口位于获取total_ref之后，接收队列解链之前（因为peek操作也是从接收队列读取skb，如果skb已经从接收队列解链了也就读不到了）
竞态原理分析到这就结束了，但怎么进行利用呢？其实可以参考CVE-2025-40214，这两个漏洞原理不一样但最终实现的效果是有些相似的
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漏洞的本质是race condition。在Linux内核中，可以通过af_unix传递fd，为了避免产生循环引用造成内存泄漏使用unix_gc进行清理。而unix_gc使用unix_gc_lock自旋锁，peek操作却没有同步使用gc锁，导致skb在check之后移出接收队列之前出现竞争窗口导致race condition，最终引发uaf
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最终导致两个操作可以并发竞态
而unix_gc的处理逻辑是这样的，通过unix_vertex_dead判断存活
check完之后调用unix_collect_skb，将dead的skb从接收队列解链存入到hitlist中后续进行释放
而check的逻辑和漏洞相关的主要是total_ref，它需要等于顶点的出度（说大白话就是不存在额外引用）
也就是说，竞争窗口位于获取total_ref之后，接收队列解链之前（因为peek操作也是从接收队列读取skb，如果skb已经从接收队列解链了也就读不到了）
竞态原理分析到这就结束了，但怎么进行利用呢？其实可以参考CVE-2025-40214，这两个漏洞原理不一样但最终实现的效果是有些相似的
SOCK_STREAM类型的unix_sock支持MSG_OOB，其会使得skb产生一条额外引用sk->oob_skb
在访问后台时会在一瞬间加载出后台界面,又重定到登录页面,这里提供两个测试方法,我重点阐述方法2
利用burp卡住进入后台的包不要放过去,然后就是去后台处点击,点击结束后再一个个放包,这样又可以测试未授权,但是效率比较慢,需要对功能逐个点击,2是有时候加载新的接口并没有出现在页面中
卡住登录包,等待一下就会加载后台的JS然后熊猫头探测到接口 拿到这些后台接口就可以直接批量测试测试未授权了,下图是典型的后台页面,卡住后就不会发送重定向数据
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利用burp卡住进入后台的包不要放过去,然后就是去后台处点击,点击结束后再一个个放包,这样又可以测试未授权,但是效率比较慢,需要对功能逐个点击,2是有时候加载新的接口并没有出现在页面中
卡住登录包,等待一下就会加载后台的JS然后熊猫头探测到接口 拿到这些后台接口就可以直接批量测试测试未授权了,下图是典型的后台页面,卡住后就不会发送重定向数据
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