FMYY师傅为nectf2021出的这道题可谓非常折磨，但折磨过后，发现能够学到很多东西。这题的风水堪称一绝，然后涉及的利用也非常新颖——house of kiwi在一年前来说可以说非常新鲜了，在今天衍生出的emma也是高版本主流的打法（但都是fmyy师傅玩剩的东西了）。在学习的时候，网上的博客都没有那么细致的讲其中的一些细节，特别是风水，在此记录供自己回味和其它学习者参考

发现禁了execve，那就只能orw了

相信都开始研究这道题的各位师傅逆向都没有问题，就截一截ida里面比较重要的几个东西：

（1）add的截断：

虽然从bin中拿出chunk的指针没有被初始化，但是这个截断使得我们不能直接泄露libc和堆地址了

(2)free禁止了UAF（这个就没必要截了）

(3)edit只能执行一次并且存在off_by_null：

这里的思路其实有点公式化的味道，就和我们做数学题一样，都是通过题目给的条件来思考利用的手法

给了off_by_null就思考会用到堆块的合并导致的重叠。重叠带来的好处：

（1）通过切割堆块能使我们在合并的堆块内部任意地址写main_arena，这个任意地址可能是note数组的一个堆指针的fd，那么我们就可以泄露libc了

（2）合并的时候的unlink能使得我们在已知堆块的fd和bk上写一个堆地址，这样就可以弥补一开始的截断带来的不能泄露堆块，然后成功泄露出堆块了

为了达成思路（1）（2）的libc和heap的泄露，需要一个非常细致的堆的布局，首先说说几个可能遇到的问题：

（1）合并的时候对堆的fd和bk的检测：

free(P)的时候，如果P不是tcache或者fastbin大小的话，就会检测P的前一个堆块（低地址）和后一个堆块（高地址）的使用情况（即它们的后一个堆块的PREV_INSURE位），如果也是free，就会考虑合并。合并的时候，会检测除P外的另一个堆块的fd和bk指针：

上面的代码大致表示了unlink的过程

之前做过的unlink都是已知了堆地址，然后unlink环节将fd和bk全都设置为N自身，达到绕过检测的目的。

这题比较厉害的地方就是，在不知道堆地址的情况下实现的unlink：

（1）首先通过将堆块放入unsorted bin（下面简称ub）将一个堆块的fd和bk分别写上不同的堆地址：

先add(0~6)然后delet(0,3,5)，堆的布局如下图：

发现堆块3就是一个bk和fd都有堆指针的堆块了，后续考虑一个堆块向上与3合并。那么我们就要先修改3的size，如何修改呢？

delet（2）导致2和3在ub里发生合并，重新申请一个大小大于2的堆块就能修改3的size了。我们直接将3的size设置的很大，使得3的next_chunk指向top_chunk，因为考虑新生成堆块7并且edit(6)进行off_by_null修改7的pre_size和size的PREV_INSURE，这样delet堆块7就能向上和3合并了

但我们发现，合并的时候会报错，这是因为我们没有绕过unlink里面的检查，也就是没有成功设置好5和0的fd和bk。
我们发现，切割2和3合并的堆块会有一个剩下的堆块我们记作L。L的地址和3离得很近，可能就是低两位不同。如果，3的低两位是'\x00'，我们就通过将L和0放入unsorted bin 设置bk指针；把L和5放入large bin设置fd指针（放入ub的话取出的时候目标堆块的fd指针会变），在申请0和5的时候，触发add中的截断，就能够在fd或bk上设置好3的地址，绕过unlink的检查完成合并。

合并好后，我们就可以通过切割堆块，在4的fd指针上布局main_arena。不过一开始的main_arena应该是以'\x00'结尾的，还是不能泄露。通过add一个大堆块放入largebin就好了，这样show（4）就能够泄露libc了。

同时unlink也会使得0的bk指针为5，5的fd指针为0，show其中任何一个都能泄露堆块

发现这题中的exit被换成了_exit，而_exit是不会存在house of pig里面的那条链子的，它直接就是一个exit的系统调用然后程序就结束了，所以任何打exit的链子都不能直接拿来用。遇到这种问题，有的师傅就开辟了一条名为house of kiwi的链子。主要是打__malloc_assert断言，有一个位于_IO_file_jumps+0x60的稳定的跳转指针sync和稳定的rdx——_IO_helper_jumps，而且这两个地方在gdb里都是有符号表的（比banana好找多了2333）：

那么我们通过两次任意地址写就行了？非也

因为还需要触发assert

如何触发assert?看看malloc.c的源码，ctrl f输入"assert"。发现有80多个。。。

这里介绍其中一种做法：

当top_chunk的大小不够分配时,则会进入sysmalloc中：

发现很多检测，我们注意到对topchunk的prev_inuse的检测，只要把topchunk的size位的prev_inuse置为0，申请一个比它大的堆块就可以触发了

我们发现，至少需要改三个地址，也就是执行三次任意地址写。从这道题的严苛条件，不能用tcache poison等简单手法。

我们都知道，malloc_init会在heapbase段开设一个内存用于管理tcache。而这个管理tcache的地址，是可以从heapbase被我们劫持到另一个地方的，这是因为实际寻找的时候，是找到TLS段的管理tcache的地址，只不过malloc_init函数预设成了heapbase+0x10而已（注意，是heapbase+0x10而不是heapbase），我们可以在gdb中找到这段区域：

通过largebin attack劫持这段为可控堆块，在上面布置任何我们想写的东西，malloc对应位置size大小就能够申请出来并且改写了（这里的偏移要调一调，不过也可以拿exp的模板直接来用，也就是）

通过改稳定的跳表sync为setcontext+61(因为setcontext会将[rdx+0xa0]设置为rsp，将[rdx+0xa8]设置为rip)，将稳定的rdx _IO_helper_jumps设置为_IO_helper_jumps+0xa0为存orw链，+0xa8为ret指令，并改top_chunk的size，然后申请一个比它的size大的堆块触发assert就可get_shell了

这道题考察了高版本的off_by_null，large bin attack，house of kiwi ， TLS attack。虽然很折磨，但是是不可否认的好题，能让第二次接触2.31以上版本的我学到不少东西，感谢FMYY师傅

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