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[原创]musl 1.2.2 总结+源码分析 One

2021-9-27 14:37 42598

[原创]musl 1.2.2 总结+源码分析 One

0xRGz

2021-9-27 14:37

42598

启动musl 程序

这里探索了很多方式，勘误之前的启动方式实际上存在一些问题，这里终于探索到了最完备的musl 调试环境，这里特别感谢我的学弟gxh为勘误做出的贡献

提示:

musl 的库函数就只有一个libc.so ,这个libc.so 既充当ld,又充当libc

最佳环境配置:

本机环境ubuntu:20.04

musl 环境下载

下载musl_1.2.2-1_amd64.deb

1	`sudo dpkg` `-i musl_1.2.2-1_amd64.deb`

或:通过包管理器安装，

1	`sudo apt-get install` `-y musl musl-dev`

关于自己编译源码:

自己编译源码具体可以参考下面这篇文档

blog.fpliu.com/it/software/musl-libc

调试符号:

musl-dbgsym_1.2.2-1_amd64.ddeb

1	`sudo dpkg` `-i musl-dbgsym_1.2.2-1_amd64.ddeb`

这里安装调试符号非常重要，关系到后面调试！！！

在安装调试符号后，即使musl 程序的libc.so不带调试信息，gdb 还是会从我们安装的调试符号中自动寻找匹配，还是能做到带符号调试！！！

安装GDB Musl小插件:

安利xf1les 师傅编写的musl heap gdb 插件

1	`git clone https://github.com/xf1les/muslheap.git`

Installation

1	`echo` `"source /path/to/muslheap.py"` `>> ~/.gdbinit`

Requirements:（环境需求）

Python 3.5.2+
GDB 7.11.1+ with python3 support
musl libc 1.2.1+

with debug symbols
- Ubuntu: apt install musl-dbgsym
- Alpine: apk add musl-dbg

安装后非常方便，可以很方便的看__malloc_context 结构体，和meta 链表的情况，还可以直接得到一些musl利用的必要函数的偏移

指定 libc.so 启动一个musl 程序

替换默认环境下的libc.so

把下载的musl的默认libc.so 换为指定的libc.so, 默认路径:/usr/lib/x86_64-linux-musl/libc.so ,这里可以先备份再替换
p = process(rbin) 直接启动程序，他会自动使用默认的libc

地址空间布局效果图

这个才是正确的布局，之前因为第五空间的题远程靶机启动方式错误被误导了，导致从开始学习的时候，就是按照错误方式启动的

(之前的文章介绍的错误方式，对不住各位师傅们)

或者:patchelf

把libc.so 当作ld 来patch (这种方式也可以)

1	`patchelf` `--set-interpreter ./libc.so ./rbin`

此方式经过测试也是与直接替换默认的libc.so 的结果是相同的

调试细节:

因为安装了musl libc debug symbols 所以我们可以直接p __malloc_context 查看meta 堆管理器结构体
可以利用xf1les 师傅的gdb 插件，直接查看当前的chunk 被nontrivial_free()释放的结果，对于利用dequeue 进行地址互写非常方便直观看见结果

在调试的时候，直接在gdb 中dir 源码，可以直观的跟踪函数执行流程进行调试

1	`dir` `/path/to/musl-1.2.2/src/malloc/和dir` `/path/to/musl-1.2.2/src/malloc/mallocng便可`

致歉：再次强调

1	`io` `=` `process([libc.so,rbin]) 这种启动方式是错误的！！！！`

Musl 1.2.2源码分析

0x00 基本数据结构

chunk->group->meta 分析顺序

先从musl 的基本数据结构这里我选择从小到大来理解，因为在源码里它就是从小到大索引的

从chunk 一路索引到 meta。

首先介绍chunk

chunk：

struct chunk{
 char prev_user_data[];
    uint8_t idx;  //低5bit为idx第几个chunk
    uint16_t offset; //与第一个chunk起始地址的偏移，实际地址偏移为offset * UNIT,详细请看get_meta源码中得到group地址的而过程！
    char data[];
};

每个chunk 都有个4 字节的chunk头记录 idx 和 offset

(第一个chunk 比较特殊，因为它上面是 group结构 + chunk 头=0x10 )

很多没有遇见过的问题：且不是实验内容类的，比如虚拟机网卡，服务器环境，实验难度

在释放后 chunk 头的 idx会变成0xff offset 会清零

这里 offset 和 idx 比较重要

细节:和glibc 的chunk 类似 glibc chunk 可以占用下一个chunk 的prev_size 空间

而musl 可以使用下一个chunk 头的低4B 来储存数据

group:

#define UNIT 16
#define IB 4
struct group {
    struct meta *meta;
    unsigned char active_idx:5;
    char pad[UNIT - sizeof(struct meta *) - 1];//padding=0x10B
    unsigned char storage[];// chunks
};

在musl 中同一类大小的chunk 都是被分配到同一个group 中进行管理
musl 是通过 chunk addr 和chunk 头对应的 offset 来索引到 group 地址的
整体作为一个 group，其中开头的0x10我们当作group 头，这里的group头涵盖了第一个chunk的头数据
如这里的第一个chunk是0x7f242f97fd20开始
group开头的8个字节存的 meta 的地址，后面8个字节存了第一个chunk 的头数据和 active_idx
这里active_idx 代表能存下的多少个可以用的同类型chunk
如图这里可以存下的chunk [0,0x1d] 共 0x1e 个

从chunk 索引到 group:

源码:

#musl-1.2.2\src\malloc\mallocng\meta.h line129
static inline struct meta *get_meta(const unsigned char *p)
{
    assert(!((uintptr_t)p & 15));
    int offset = *(const uint16_t *)(p - 2);
    int index = get_slot_index(p);
    if (p[-4]) {
        assert(!offset);
        offset = *(uint32_t *)(p - 8);
        assert(offset > 0xffff);
    }
    const struct group *base = (const void *)(p - UNIT*offset - UNIT);// base 指向的就是group 地址
  ............
}

根据源码我们可以知道从chunk 索引到group 起始地址的计算式子为

group_addr = chunk_addr - 0x10 * offset - 0x10

补充

offset = p[-2] (这里的p 就是代指chunk)

index 从 get_slot_index(p)中得到

static inline int get_slot_index(const unsigned char *p)
{
    return p[-3] & 31;
}

meta_area

struct meta_area {
    uint64_t check;
    struct meta_area *next;
    int nslots;
    struct meta slots[];
};

meta_area 是管理meta的合集 meta_area 以页为单位分配所以计算地址如下

meta_area_addr = meta & ( -4096 )

const struct meta_area area = (void )((uintptr_t)meta & -4096)

check:是个校验数字保护meta_area 里的meta，防止meta被伪造

meta_area *next 指向下一个meta_area 如果没有就默认为0

nslots: meta 槽的数量

细节:在这个meta_area 页被使用的时候上一个临近的页会被设置为不可写

是为了防止使用者覆盖check 校验值

__malloc_context

是musl libc 记录结构状态的表，记录各个meta 和 secret 队列信息等

struct malloc_context {
    uint64_t secret;// 和meta_area 头的check 是同一个值 就是校验值
#ifndef PAGESIZE
    size_t pagesize;
#endif
    int init_done;//是否初始化标记
    unsigned mmap_counter;// 记录有多少mmap 的内存的数量
    struct meta *free_meta_head;// 被free 的meta 头 这里meta 管理使用了队列和双向循环链表
    struct meta *avail_meta;//指向可用meta数组
    size_t avail_meta_count, avail_meta_area_count, meta_alloc_shift;
    struct meta_area *meta_area_head, *meta_area_tail;
    unsigned char *avail_meta_areas;
    struct meta *active[48];// 记录着可用的meta
    size_t u sage_by_class[48];
    uint8_t unmap_seq[32], bounces[32];
    uint8_t seq;
    uintptr_t brk;
};

小总结一下

musl 中堆的管理由meta 管理 group ，group 管理 chunk
在free 或者 malloc chunk 的时候又是从 chunk 到group 再到meta 从小到大索引
meta 间通过meta 中prev next 结构形成循环链表连接

0x01 释放与分配

(如果不想看源码可以跳下面看总结)

malloc

源码路径

/src/malloc/mallocng/malloc.c

源码：

void *malloc(size_t n)
{
    if (size_overflows(n)) return 0;// 最大申请空间限制
    struct meta *g;
    uint32_t mask, first;
    int sc;
    int idx;
    int ctr;
 
    if (n >= MMAP_THRESHOLD) {// size >= 阈值 会直接通过mmap 申请空间
        size_t needed = n + IB + UNIT; //UNIT 0x10 IB 4 定义在meta.h 里 这里UNIT + IB 是一个基本头的大小
        void *p = mmap(0, needed, PROT_READ|PROT_WRITE,MAP_PRIVATE|MAP_ANON, -1, 0);//新mmap group 空间
        if (p==MAP_FAILED) return 0;
        wrlock();
        step_seq();
        g = alloc_meta();
        if (!g) { // 如果申请meta 失败 会把刚刚mmap 出来的group 回收
            unlock();
            munmap(p, needed);// 回收group
            return 0;
        }
        g->mem = p;// mem = group 地址
        g->mem->meta = g; //group 头部 指向meta (g 为 meta)
        g->last_idx = 0;//mmap的group last_idx默认值=0
        g->freeable = 1;
        g->sizeclass = 63; // mmap 的申请的 sizeclass 都为63
        g->maplen = (needed+4095)/4096;
        g->avail_mask = g->freed_mask = 0;
        ctx.mmap_counter++;// mmap 内存记载数量++
        idx = 0;
        goto success;
    }
    //否则直接根据传入size，转换成size_classes的对应大小的 下标，
    sc = size_to_class(n);
 
    rdlock();
    g = ctx.active[sc]; // 从现有的active中取出对应sc 的 meta ,不同sc 对应不同的meta
 
  /*
    如果从ctx.active 中没找到对应的meta 会执行下面的if分支
    这里!g<=> g==0 ,说明ctx.active[sc] 没有对应的meta
    */
    if (!g && sc>=4 && sc<32 && sc!=6 && !(sc&1) && !ctx.usage_by_class[sc]) {
        size_t usage = ctx.usage_by_class[sc|1];// 如果在 ctx.active 没找到 就使用更大size group 的meta
        // if a new group may be allocated, count it toward
        // usage in deciding if we can use coarse class.
        if (!ctx.active[sc|1] || (!ctx.active[sc|1]->avail_mask
            && !ctx.active[sc|1]->freed_mask))
            usage += 3;
        if (usage <= 12)
            sc |= 1;
        g = ctx.active[sc];
    }
 
    for (;;) { 
        mask = g ? g->avail_mask : 0;
        first = mask&-mask;
        if (!first) break;
        if (RDLOCK_IS_EXCLUSIVE || !MT)
            g->avail_mask = mask-first;
        else if (a_cas(&g->avail_mask, mask, mask-first)!=mask)
            continue;
        idx = a_ctz_32(first);
        goto success;
    }
    upgradelock();
 
    idx = alloc_slot(sc, n);
  /*
  如果当前group 不满足就会来到这里:
      alloc_slot 从group 中取出对应大小chunk 的idx
      这里先从对应sc 的ctx.active[sc] 中找对应的meta的group 有无空闲chunk可以使用
        再从队列中其他meta的group 中找
      如果队列中其他meta的group 有可利用的chunk,就使用
      如果没有就重新分配一个新的group
  */
    if (idx < 0) {
        unlock();
        return 0;
    }
    g = ctx.active[sc];// 取出 sc 对应active meta
 
success:
    ctr = ctx.mmap_counter;
    unlock();
    return enframe(g, idx, n, ctr);// 从对应meta 中的group 取出 第idx号chunk  n = size
}

!!!! 关键: 一般分配先进入这个循环

for (;;) { 
    mask = g ? g->avail_mask : 0; //先检查g所指meta是否存在，若存在mask = g->avail_mask
    first = mask&-mask;                     //这里只有mask=0时，first才会为0
    if (!first) break;                        //mask为0，first=0，无可用空闲chunk，跳出循环
    if (RDLOCK_IS_EXCLUSIVE || !MT)//如果是排它锁, 那么下面保证成功
        g->avail_mask = mask-first;
    else if (a_cas(&g->avail_mask, mask, mask-first)!=mask) //成功找到并设置avail_mask之后,continue 后设置idx，然后跳出
        continue;
    idx = a_ctz_32(first);
    goto success;
}
    upgradelock();
    如果
 
    idx = alloc_slot(sc, n); 

alloc_slot

static int alloc_slot(int sc, size_t req)
{    // 尝试从限制active 中找到合适可用的
    uint32_t first = try_avail(&ctx.active[sc]);
    if (first) return a_ctz_32(first);
 
  // 如果没找到 重新创造一个meta，然后重新分配一个size大小对应sc的group，给这个新分配的meta
    struct meta *g = alloc_group(sc, req);
    if (!g) return -1;
 
    g->avail_mask--;
    queue(&ctx.active[sc], g); //把新meta 加入队列 
    return 0;
}

try_avail

static uint32_t try_avail(struct meta **pm)
{
    struct meta *m = *pm;
    uint32_t first;
    if (!m) return 0;
    uint32_t mask = m->avail_mask;
    if (!mask)//mask = m->avail_mask (!mask) 表示没有可用的chunk了
    {                                         
        if (!m->freed_mask) // if (!m->freed_mask) <=> 没有已经释放的chunk
        {                                 
      /*
       进入这个分支的条件:既没有可用的chunk，也没有被释放还未回收的chunk，即chunk都被使用，且都没被释放
      */
            dequeue(pm, m); // freed_mask==avail_mask=0, group 空间已满 让对应的meta 出队
            m = *pm;
            if (!m) return 0;
        } 
        /*
        这里else表示的是:无可用空闲chunk，但是有已经释放的chunk
        !!! free释放的chunk 不能马上被复用的 !!! 
        */
        else
        {
       /*
       进入这个分支的条件:没有可用的chunk，有被释放还未回收的chunk。
       有点好奇这里，如果达成这个条件，然后利用指针互写，修改m->next 伪造的meta，是不是就可以制造fake meta 入队的假象
       若meta链表中没有，一般meta 的next和prev 都是指向自己
      */
            m = m->next;
            *pm = m;
        }
 
        mask = m->freed_mask;
        // 如果这个meta 的group 只含有一个chunk ，且被释放就跳过，
        // 或者 这个meta 的group 根本不能被释放 如mmap 的 group last_idx = 0 freeable=1
        if (mask == (2u<<m->last_idx)-1 && m->freeable)
        {
            m = m->next;
            *pm = m;
            mask = m->freed_mask;
        }
 
        // activate more slots in a not-fully-active group
        // if needed, but only as a last resort. prefer using
        // any other group with free slots. this avoids
        // touching & dirtying as-yet-unused pages.
        if (!(mask & ((2u<<m->mem->active_idx)-1))) 
        {
            if (m->next != m) 
            { // 如果这个meta 后还有meta 就切换到 下一个meta
                m = m->next;
                *pm = m;
            } 
            else
            {
                int cnt = m->mem->active_idx + 2;
                int size = size_classes[m->sizeclass]*UNIT;
                int span = UNIT + size*cnt;
                // activate up to next 4k boundary
                while ((span^(span+size-1)) < 4096) // 页对齐
                {
                    cnt++;
                    span += size;
                }
                if (cnt > m->last_idx+1)
                    cnt = m->last_idx+1;
                m->mem->active_idx = cnt-1;
            }
        }
        mask = activate_group(m);// 这里是给 m的 avail_mask 打上标记
        assert(mask);
        decay_bounces(m-> sizeclass);
    }
    first = mask&-mask; // 若 mask%2==0 则first =结果是能整除这个偶数的最大的2的幂 若 mask%2==1 则first永远为1
    m->avail_mask = mask-first;
    return first;
}

malloc 的流程:

一、判断是否超过size 阈值

先检查申请的chunk的 needed size 是否超过最大申请限制
检查申请的needed 是否超过需要mmap 的分配的阈值超过就用mmap 分配一个group 来给chunk使用
若是mmap 则设置各种标记

二、分配chunk

若申请的chunk 没超过阈值就从active 队列找管理对应size大小的meta
关于找对应size的meta 这里有两种情况:

如果active 对应size的meta 位置上为空，没找到那么尝试先找size更大的meta
如果active 对应size的meta位置上有对应的meta，尝试从这个meta中的group找到可用的chunk(这里malloc 那个循环:for (;;)，

这里不清楚建议看malloc源码分析那里)
- 如果通过循环里，通过meta->avail_mask 判断当前group 中是否有空闲chunk
  - 有，就直接修改meta->avail_mask，然后利用enframe(g, idx, n, ctr);// 从对应meta 中的group 取出第idx号chunk分配
  - 无，break 跳出循环
- 跳出循环后执行idx = alloc_slot(sc, n); alloc_slot有三种分配方式
  - 使用group中被free的chunk
  - 从队列中其他meta的group 中找
  - 如果都不行就重新分配一个新的group 对应一个新的meta

enframe(g, idx, n, ctr) 取出对应meta 中对应idx 的chunk

仔细观察分配的过程，我们也可以看出为什么free 的chunk不能立即回收使用，因为有空闲的chunk的时候，分配chunk是直接设置meta->avail_mask

然后直接enframe() 直接从group中取出 chunk即可，不会设置meta->freed

free

源码路径

/src/malloc/mallocng/malloc.c

void free(void *p)
{
    if (!p) return;
 
    struct meta *g = get_meta(p);// 通过chunk p 用get_meta得到对应的meta
    int idx = get_slot_index(p);// 得到对应chunk的 idx
    size_t stride = get_stride(g); // 得到sizeclasses 中对应chunk类型的size
 
    unsigned char *start = g->mem->storage + stride*idx;
    unsigned char *end = start + stride - IB;
    //*start = g->mem->storage(得到group中第一个chunk地址) + stride*idx(加上对应chunk偏移);
    // start 就为对应p(chunk)的起始地址
    // end 对应结束地址
 
    get_nominal_size(p, end);//算出真实大小
    uint32_t self = 1u<<idx, all = (2u<<g->last_idx)-1;//设置bitmap 标志
    ((unsigned char *)p)[-3] = 255;
    *(uint16_t *)((char *)p-2) = 0;
    if (((uintptr_t)(start-1) ^ (uintptr_t)end) >= 2*PGSZ && g->last_idx) {
        unsigned char *base = start + (-(uintptr_t)start & (PGSZ-1));
        size_t len = (end-base) & -PGSZ;
        if (len) madvise(base, len, MADV_FREE);
    }
 
    // atomic free without locking if this is neither first or last slot
    for (;;) {
        uint32_t freed = g->freed_mask;
        uint32_t avail = g->avail_mask;
        uint32_t mask = freed | avail; // 将释放的chunk 和 现在可用的 chunk 加起来
        assert(!(mask&self));
        if (!freed || mask+self==all) break; 
        //!freed 没有被释放的chunk，mask+self==all说明释放了当前chunk所有chunk 都将被回收
        // 此group 会被弹出队列 
        if (!MT)
            g->freed_mask = freed+self;// 设置free_mask 表示chunk 被释放
        else if (a_cas(&g->freed_mask, freed, freed+self)!=freed)
            continue;
        return;
    }
 
    wrlock();
    struct mapinfo mi = nontrivial_free(g, idx);// 含有meta 操作 ，内有unlink 是漏洞利用的关键
    unlock();
    if (mi.len) munmap(mi.base, mi.len);
}

free 的流程:

free：

通过get_meta(p)得到meta (get_meta 是通过chunk 对应的offset 索引到对应的group 再索引到meta) 下面会详细介绍get_meta
 
通过get_slot_index(p)得到对应chunk的 idx -> 通过get_nominal_size(p, end) 算出真实大小
 
重置idx 和 offset idx 被置为0xff 标记chunk
 
修改freed_mask 标记chunk被释放
 
最后调用nontrivial_free 完成关于meta一些剩余操作 (注意进入nontrivial_free 是在for循环外 还未设置)

细节:!!!

释放chunk的时候，先只会修改freed_mask,不会修改avail_mask，说明chunk 在释放后，不会立即被复用
 
注意进入nontrivial_free 是在for循环外 还未设置freed_mask 跳出循环的条件是    if (!freed || mask+self==all) break; 
 
free 中chunk 的起始位置可以通过 chunk的idx 定位

get_meta

static inline struct meta *get_meta(const unsigned char *p)
{
    assert(!((uintptr_t)p & 15));
    int offset = *(const uint16_t *)(p - 2);// 得到chunk offset
    int index = p[-3] & 31;;// 得到chunk idx
    if (p[-4]) {
        assert(!offset);
        offset = *(uint32_t *)(p - 8);
        assert(offset > 0xffff);
    }
    const struct group *base = (const void *)(p - UNIT*offset - UNIT);// 通过offset 和chunk 地址计算出group地址
    const struct meta *meta = base->meta;// 从group 得到 meta 地址
    assert(meta->mem == base);// 检查meta 是否指向对应的group
    assert(index <= meta->last_idx);// 检查chunk idx 是否超过 meta 最大chunk 容量
    assert(!(meta->avail_mask & (1u<<index)));
    assert(!(meta->freed_mask & (1u<<index)));
    const struct meta_area *area = (void *)((uintptr_t)meta & -4096);// 得到meta_area 地址
    assert(area->check == ctx.secret);// 检查 check 校验值
    if (meta->sizeclass < 48) { // 如果属于 sizeclasses 管理的chunk 大小
        assert(offset >= size_classes[meta->sizeclass]*index);
        assert(offset < size_classes[meta->sizeclass]*(index+1));
    } else {
        assert(meta->sizeclass == 63);
    }
    if (meta->maplen) {
        assert(offset <= meta->maplen*4096UL/UNIT - 1);
    }
    return (struct meta *)meta;
}

nontrivial_free

关于nontrivial_free()函数很重要，这里尽量详细说明

static struct mapinfo nontrivial_free(struct meta *g, int i)// i = idx
{
    uint32_t self = 1u<<i;
    int sc = g->sizeclass;
    uint32_t mask = g->freed_mask | g->avail_mask;//mask=已经被free的chunk +可使用的chunk
    if (mask+self == (2u<<g->last_idx)-1 && okay_to_free(g)) 
    {    /*    
         如果 mask+self == (2u<<g->last_idx)-1 代表此meta中group里的chunk 都被释放 或者 都被用了
         (2u<<g->last_idx)-1 计算出的值化成二进制，其中每位含义类似于bitmap，如果每位为1表每位要不是被free 不然就是被
         okay_to_free 检测是否可以被释放
 
        */
        if (g->next) 
        {    // 如果队列中 有下一个meta
            assert(sc < 48);// 检测 sc 是不是mmap 分配的
      // 检测当前meta g 和 队列里的active[sc] meta 是否一样，一样则activate_new赋值为1
            int activate_new = (ctx.active[sc]==g);
            dequeue(&ctx.active[sc], g);// 当前meta 出队
 
            // 在出队操作后 ,ctx.active[sc]==meta ->next  是指的刚刚出队meta 的下一个meta
            if (activate_new && ctx.active[sc])
                activate_group(ctx.active[sc]);//如果有下一个meta 直接激活 然后修改avail_mask 标志位
        }
        return free_group(g);
    } 
    else if (!mask) 
    {// mask==0 group chunk 空间已被完全使用
        assert(sc < 48);
        // might still be active if there were no allocations
        // after last available slot was taken.
        if (ctx.active[sc] != g) {// 如果 g 未被加入 队列ctx.ative[sc]
            queue(&ctx.active[sc], g);// 把g 加入队列
        }
    }
    a_or(&g->freed_mask, self);// 修改对应 的freed_mask 标志 ，表示着对应的chunk 已被释放
    return (struct mapinfo){ 0 };
}

static inline void dequeue(struct meta **phead, struct meta *m)
{
    if (m->next != m) {
        m->prev->next = m->next; // 这里存在指针互写 在 prev 所指地址上 写入next 指针
        m->next->prev = m->prev; // 在next 所指地址上 写入prev 指针
        if (*phead == m) *phead = m->next;// 队列头如果为m 那就更新为m->next
    } else {
        *phead = 0;
    }
    m->prev = m->next = 0; // 清理m(meta)的头尾指针
}

dequeue 触发条件

self = 1 << idx

下面是几种简单的触发情况

1.avail_mask 表示只有一个chunk 被使用 ,freed_mask=0，而free 刚好要free 一个chunk

满足 okay_to_free() 条件就可以进入dequeue 进行出队操作

如add(1,0x20) 再free(1) 就会使得meta 被回收

2.avail_mask=0, freed_mask 表示只有 1个 chunk 没被释放，这时释放的chunk 就应该是那最后一个chunk

如下面情况 avail_mask ==0 free_mask=63=00111111 last_idx = 6

已经释放6 个chunk 还有最后一个chunk没被释放在释放最后一个chunk 时会触发dequeue使得对应meta出队

3.如果发现这个group中所有的chunk要么被free, 要么是可用的, 那么就会回收掉这个group，调用dequeue从队列中出队

0x02 CTF 中musl题利用

一般有如下几种利用方法，核心原理都是构造假的chunk 索引到假的group 从而所引导假的meta

或覆盖group 中指向meta 的指针覆盖为假的meta ，然后使得假的meta dequeue 最终实现unlink

(构造fake_meta 需要先泄露 secret 校验值)

dequeue 的两种流程

一、

通过构造假的meta 满足各种条件通过以下流程

free()->nontrivial_free()->dequeue

这里通过free 到 dequeue

二、

通过realloc 里也带有free

realloc()->free(old)->nontrivial_free()->dequeue

伪造meta后控制程序流的方法

注意: musl 是没有malloc_hook和 free_hook 这种一般的hook 位

且musl 程序的IO_FILE 结构体格式和libc 不一样没有IO_jump_t的vtable

但是存在read，write，seek，close 四个函数指针

讲一下思路

伪造meta 后满足各种条件使得其进入dequeue 通过unlink,构造prev,next 实现任意地址指针互写

通过任意地址互写指针，向stdout_used 写入我们伪造的fake_stdout地址，通过IO_FILE 劫持程序执行流

到我们布置好的fake_stdout 上，可以找IO_FILE 里的一些函数exit puts在fake_stdout上布置rop_chain然后通过栈迁移的gadget 利用FSOP 劫持程序到布置的fake_stdout上

第二种方式更麻烦也是伪造fake_meta 也是任意地址指针互写，先进行布局使得 fake_meta dequeue 实现unlink，

在利用指针互写修改fake_meta 中的mem(mem 就是group 区域) ，把mem 修改为我们想要的地址，

然后让fake_meta 通过queue 入队，可以实现任意地址分配的，然后同样是打 IO_FILE 通过修改stdout stdin 和stderr 结构体劫持程序流

0x03 补充:

前面提到过

第一种:如果一个group 中所有的chunk 都已经被使用，且没有free掉的chunk
第二种:group 中的chunk 当free掉最后一个chunk，都处于freed的状态

处于这两种状态的group 对应的meta 会被dequeue 出队

第一种状态，在malloc 时候触发dequeue ，当前meta出队

/*
/src/malloc/mallocng/malloc.c
*/
static uint32_t try_avail(struct meta **pm)
{
    struct meta *m = *pm;
    uint32_t first;
    if (!m) return 0;
    uint32_t mask = m->avail_mask;
    if (!mask) 
        { //这里如果mask==0，含义就是group中的chunk已被全部使用，没有空闲了
            if (!m) return 0;
            if (!m->freed_mask)//并且没有已经释放的chunk
            {
            dequeue(pm, m);//直接让这个meta 出队，因为group已经没有可用空间了
            m = *pm;
            if (!m) return 0;
            } 
    else {
            m = m->next;
            *pm = m;
            }
        ....
        }
.....
}

第二种状态在free时候，在nontrivial_free()中触发dequeue ，当前meta 出队，不被使用

static struct mapinfo nontrivial_free(struct meta *g, int i)// i = idx
{
    uint32_t self = 1u<<i;
    int sc = g->sizeclass;
    uint32_t mask = g->freed_mask | g->avail_mask;//mask=已经被free的chunk +可使用的chunk
    if (mask+self == (2u<<g->last_idx)-1 && okay_to_free(g)) 
    {    /*    
         如果 mask+self == (2u<<g->last_idx)-1 代表此meta中group里的chunk 都被释放 或者 都被用了
         (2u<<g->last_idx)-1 计算出的值化成二进制，其中每位含义类似于bitmap，如果每位为1表每位要不是被free 不然就是被
         okay_to_free 检测是否可以被释放
 
        */
        if (g->next) 
        {    // 如果队列中 有下一个meta
            assert(sc < 48);// 检测 sc 是不是mmap 分配的 
 
// 检测当前meta g 和 队列里的active[sc] meta 是否一样，一样则activate_new赋值为1
            int activate_new = (ctx.active[sc]==g);
            dequeue(&ctx.active[sc], g);// 当前meta 出队
 
            // 在出队操作后 ,ctx.active[sc]==meta ->next  是指的刚刚出队meta 的下一个meta
            if (activate_new && ctx.active[sc])
                activate_group(ctx.active[sc]);//如果有下一个meta 直接激活 然后修改avail_mask 标志位
        }
        return free_group(g);
    }
}

一些特殊的地方:

若：group 中chunk都被使用了，只有一个被free的chunk, 在再次malloc 申请相同size chunk时:
- 调用流程:malloc() --> alloc_slot() --> try_avail()
- try_avail() 清除当前meta freed bit位，但不能立即复用，所以此时已经无可用chunk
- alloc_slot() 重新申请一个group(通过alloc_group申请新group)对应一个新的meta1，然后把这个新的meta queue 入队
meta 结构体有prev，next 指针。同一size的chunk 对应同一类meta。再queue 后，同一类meta被链接，实际上是个链表结构

若：当前meta 对应group 中无可用chunk，则在alloc_slot 中，会在链表上的寻找下一个meta的group中是否有可用的chunk

参考文章

VMProtect分析与还原

最后于 2022-5-14 21:46 被0xRGz编辑，原因：更新错误

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Roland_ 雪币： 4350 活跃值： (15631) 能力值： (RANK：710 ) 在线值：发帖 41 回帖 67 粉丝 288 关注私信	Roland_ 12 2021-9-30 12:47 2 楼 0 目前musl源码解析还是比较少的，支持！
韩王雪币：能力值： ( LV1，RANK：0 ) 在线值：发帖 0 回帖 1 粉丝 0 关注私信	韩王 2021-10-13 16:30 3 楼 0 师傅，函数调用图使用什么软件生成的呀
0xRGz 雪币： 1446 活跃值： (828) 能力值： ( LV4，RANK：50 ) 在线值：发帖 2 回帖 7 粉丝 5 关注私信	0xRGz 1 2021-10-13 17:58 4 楼 0 函数调用图是 understand 吾爱上的破解
gxh1911 雪币： 380 活跃值： (804) 能力值： ( LV3，RANK：20 ) 在线值：发帖 1 回帖 4 粉丝 3 关注私信	gxh1911 2022-4-26 08:59 5 楼 1 woc zgr!
wx_Think 雪币： 0 活跃值： (24) 能力值： ( LV2，RANK：10 ) 在线值：发帖 1 回帖 1 粉丝 0 关注私信	wx_Think 2022-10-8 00:00 6 楼 0 group 不一定都是mmap分配的吧
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