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发表于: 2022-4-28 00:35 12539

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Nameless_a 活跃值

2022-4-28 00:35

12539

这是一场试炼，纪念写了一周加星期六熬到凌晨4点的折磨

这个玩意真的折磨听pwn说这个用的不多，不过可以通过学习它对unlink有一个更加深入的了解。

一开始学的时候，看各个博客师傅的讲解，大同小异但是都能看明白。各个师傅都有对libc里面largebin插入操作的源码的分析。不过本人才疏学浅，一开始属实都没看懂，于是自己找源码看了看。现在同样以注释的方式记录一下自己对源码（glibc 2.33）的分析。

肯定会有理解错误的地方，日后再修改。

其实可以理解为纵向链接和横向链接。就是一个绳子上用链条（fd_nextsize和bk_nextsize）挂着大小不同的珠子，大小相同的珠子通过磁力（fd和bk指针）又挂在一起。这个就是largebin的插入管理机制。

关于对指针恶意修改的检测，貌似只有2.29以后才有

这里默认能够从largebin中取出

先找到相应的index，在index中从小到大遍历堆块，找到第一个比所需大小大（或等于）的堆块。然后unlink，和其它的bins一样，存在着对fd，bk，fd_nextsize以及bk_nextsize的检测。

对取下的chunk如果大小不等于申请的size，那就存在着切割操作。如果剩余大小大于MINSIZE。则返还给unsorted bin，否则一并给用户。

如果有两个连续的chunk1，2。内存中地址的排布为chunk1位于高地址，如果我们能够在chunk1中伪造一个chunk，并且能够申请到它。那么如果chunk2是位于双向链表维护的bin中，就可以leak libc了。

那么如何才能申请到伪造的堆块呢？就要利用到largebin的分配机制了。

如果是通过在largebin里取出一块大小为size的chunk，系统会从size最小的chunk开始，通过bk_nextsize指针，不断寻找第一块size不小于所需size的chunk，然后分配给用户。如果我们把bk_nextsize设置为fake_chunk，即可完成fake_chunk的调用。

不过没这么简单，取下这个chunk要经过unlink，然而unlink存在对fd,bk,fd_nextsize,bk_nextsize指针的检测，检查p->fd->bk是否等于p等。

绕过p->fd-bk是否等于p这个和unsorted bin unlink差不多，都是找到一块存fake_chunk的地址address，然后把fake_chunk的fd,bk指针分别置为address-0x18和address-0x10。

绕过p->fd_nextsize->bk_nexsize==p,则需要我们伪造一个堆块，进行如上的连接。

有个小技巧，就是在取下fake_chunk的同时，我们可以把chunk2放入smallbin里。做法就是先free chunk2，再通过add从largebin中取chunk，通过unsorted bin的大循环机制，放入smallbin就可泄露libc了。

libc2.23

这题考察了uaf，unlink ，largebin attack，fastbin attack ， unsortedbin attck ，还有smallbin的一些知识，属于前期堆题技巧的一些汇总了（除了tcache没涉及），所以很值得复现。这题完全弄懂的话，前期的一些堆题的利用就没啥问题了，可以开house of 系列了。所以有关这道题的题解我会认真去写，尽可能的详细，而且这道题博主本身也做了蛮久的，看网上有些师傅的wp都看了好久。所以希望以这次复现为契机，好好的复习一下自己学过的堆块的机制。

习惯了。。

分别是add，delet，edit和show函数

发现会形成如下结构体：

(ymnh给的改结构体的教程，不过大师傅从来不用所以俺就延续大师傅的肉眼调试了)

这道题堆块的放入也是折磨人的一个点，它是用一个bool指针给数组上的位置打标记。所以delet之后的重新add的位置就可能乱覆盖一些我们想保留的东西，我们只能在之前添加几个类似替罪羊的东西。但是这样又要考察我们的堆布局的能力，而且是牵一发动全身的那种。

发现存在uaf漏洞（注意上面置为0的是在数组里的标记，也就是前面add检测该内存有没有放过堆块，之后的add有可能覆盖这个内存上的堆块地址，但是不会立马清除），通过uaf我们能够edit large chunk的bk_nextsize，实现largebin attack等

注意这里的description打印的是bk_nextsize,就不能用unsorted bin的fd或bk指针泄露libc了（但是ymnh试了试可以，据说是利用unsorted bin切割堆块，但是俺还不会）。但是可以利用largebin泄露堆块地址。

和add差不大多所以就不提了

这里的堆布局要注意几个点

（1）用largebin leak的堆的末尾地址不能为'\x00'否则会触发截断

（2）两个地址连续的大堆块放入unsorted bin会触发合并

（3）delet的大堆块不能和chunk_top相连否则会与之合并

（4）伪造的堆块如果free，那么必须满足下下个堆块的size的preinsure==1（俺试出来的QAQ）

反正就是要不断调整布局，俺在leaklibc的过程中各种调整，每次调整都要改伪造的堆块地址，简直折磨。但这种东西你不可能一开始就想得很周到，只能做完了把exp改得漂亮一点，但这又有什么意义呢。

利用largebin的bk_nextsize存放堆块的机制，largechunk uaf泄露堆地址

通过伪造堆块和fd,bk,fd_nextsize,bk_nextsize指针以及fake_chunk后面的堆块的pre_size和size。反正核心就是绕过unlink的那几个检查。并且这几个bin取堆块基本上是通过bk或bk_nextsize指针。

值得注意的点是，让#7与smallbin的main_arena相连应该在用padding覆盖#2之后。因为这道题的read有一个'00'截断，会影响puts的打印。

这里还有一个unsorted bin大循环的机制，就是尝试从unsorted bin中寻找堆块失败的话，会从fastbin中取出所有堆块进入unsorted bin尝试合并（只有地址连续的才能合并成功），未能合并的chunk会放入smallbin。利用small bin的双链表机制泄露libc

fastbin attack很好懂，主要是通过原来的堆块往伪造的堆块的fd指针写值

unsorted bin attack 主要是破坏unsorted bin来实现bk指针指向的是free_hook上面的一段，从而能够实现地址错位绕过chunk的检查

            if (in_largebin_range (size)) //判断是否属于largebin

            {

              victim_index = largebin_index (size); //寻找当前size在largebin中的

              bck = bin_at (av, victim_index); //寻找main_arena

              fwd = bck->fd;//size最大的chunk的地址
 
              /* maintain large bins in sorted order */

              if (fwd != bck) //如果表不为空

                {

                  /* Or with inuse bit to speed comparisons */

                  size |= PREV_INUSE; 

                  /* if smaller than smallest, bypass loop below */

                  assert (chunk_main_arena (bck->bk));

                  if ((unsigned long) (size)

 < (unsigned long) chunksize_nomask(bck->bk))//bck->bk是当前最小的chunk，如果size比它还小，那么直接插入到表尾

                    {

                      fwd = bck;//感觉这个不符合我自己的编码习惯，如果我写我肯定fwd=bck->fd，也好理解一些

                      bck = bck->bk;
 
                      victim->fd_nextsize = fwd->fd;

                      victim->bk_nextsize = fwd->fd->bk_nextsize;

                      fwd->fd->bk_nextsize = victim->bk_nextsize->fd_nextsize = victim;

//总的来说，就是链表的插入操作

                    }

                  else//如果不是最小，那就由小到大找到第一个比它小的插在它的前面

                    {

                      assert (chunk_main_arena (fwd));

                      while ((unsigned long) size < chunksize_nomask (fwd))

                        {

                          fwd = fwd->fd_nextsize;

              assert (chunk_main_arena (fwd));

                        }
 
                      if ((unsigned long) size

              == (unsigned long) chunksize_nomask (fwd))

                        /* Always insert in the second position.  */

                        fwd = fwd->fd;//如果说是已经存在相同大小的chunk，就纵向插入

                      else

                        {

                          victim->fd_nextsize = fwd;

                          victim->bk_nextsize = fwd->bk_nextsize;

                          if (__glibc_unlikely (fwd->bk_nextsize->fd_nextsize != fwd))//这个检查好像和unlink一样，都是检查fwd的指针有没有被恶意修改

                            malloc_printerr ("malloc(): largebin double linked list corrupted (nextsize)");

                          fwd->bk_nextsize = victim;

                          victim->bk_nextsize->fd_nextsize = victim;

                        }

                      bck = fwd->bk;//这里的bck是用来纵向插入的

                      if (bck->fd != fwd)

                        malloc_printerr ("malloc(): largebin double linked list corrupted (bk)");//同样是纵向检查指针有没有被恶意修改

                    }

                }

              else

                victim->fd_nextsize = victim->bk_nextsize = victim;//如果表为空，那么指针自指

            }
 
          mark_bin (av, victim_index);

          victim->bk = bck;

          victim->fd = fwd;

          fwd->bk = victim;

          bck->fd = victim;//不管到底有没有重复，都进行一次纵向链接，保证一些指针为NULL

if (in_largebin_range (size)) //判断是否属于largebin

{

victim_index = largebin_index (size); //寻找当前size在largebin中的

bck = bin_at (av, victim_index); //寻找main_arena

fwd = bck->fd;//size最大的chunk的地址

/* maintain large bins in sorted order */

if (fwd != bck) //如果表不为空

{

/* Or with inuse bit to speed comparisons */

size |= PREV_INUSE;

/* if smaller than smallest, bypass loop below */

assert (chunk_main_arena (bck->bk));

if ((unsigned long) (size)

< (unsigned long) chunksize_nomask(bck->bk))//bck->bk是当前最小的chunk，如果size比它还小，那么直接插入到表尾

{

fwd = bck;//感觉这个不符合我自己的编码习惯，如果我写我肯定fwd=bck->fd，也好理解一些

bck = bck->bk;

victim->fd_nextsize = fwd->fd;

victim->bk_nextsize = fwd->fd->bk_nextsize;

fwd->fd->bk_nextsize = victim->bk_nextsize->fd_nextsize = victim;

//总的来说，就是链表的插入操作

}

else//如果不是最小，那就由小到大找到第一个比它小的插在它的前面

{

assert (chunk_main_arena (fwd));

while ((unsigned long) size < chunksize_nomask (fwd))

{

fwd = fwd->fd_nextsize;

assert (chunk_main_arena (fwd));

}

if ((unsigned long) size

== (unsigned long) chunksize_nomask (fwd))

/* Always insert in the second position. */

fwd = fwd->fd;//如果说是已经存在相同大小的chunk，就纵向插入

else

{

victim->fd_nextsize = fwd;

victim->bk_nextsize = fwd->bk_nextsize;

if (__glibc_unlikely (fwd->bk_nextsize->fd_nextsize != fwd))//这个检查好像和unlink一样，都是检查fwd的指针有没有被恶意修改

malloc_printerr ("malloc(): largebin double linked list corrupted (nextsize)");

fwd->bk_nextsize = victim;

victim->bk_nextsize->fd_nextsize = victim;

}

bck = fwd->bk;//这里的bck是用来纵向插入的

if (bck->fd != fwd)

malloc_printerr ("malloc(): largebin double linked list corrupted (bk)");//同样是纵向检查指针有没有被恶意修改

}

else

victim->fd_nextsize = victim->bk_nextsize = victim;//如果表为空，那么指针自指

}

mark_bin (av, victim_index);

victim->bk = bck;

victim->fd = fwd;

fwd->bk = victim;

bck->fd = victim;//不管到底有没有重复，都进行一次纵向链接，保证一些指针为NULL

sudo su

echo 0 > /proc/sys/kernel/randomize_va_space

sudo su

echo 0 > /proc/sys/kernel/randomize_va_space

struct apple{

     int color;

     int num;

     int_64 value;

     int index;

     int_64 description;
}

struct apple{

int color;

int num;

int_64 value;

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