昨天，突然有一个师傅突然提醒我GLIBC-2.37已经发布，就重新看了一下，瞬间感觉背后发凉，largebin没有什么修改，IO修改很大，针对性强的一逼，以前一些利用方式已无法使用，比较庆幸的是还有有一些新的利用方式可以继续挖掘。而且我认为GNU下一步会按2.37的思路不断修改IO，以前很多方法都会渐渐失效，在此我也决定将几个2.37以后失效的攻击链公布出来。本篇的内容主要是开篇，简单介绍一下IO，老手就可以无视。

既然是IO操作，那么就有必要知道计算机到底是怎么读写硬盘或者其他设备的，此处主要以块设备为主。以硬盘为例，要想和硬盘交互，说白了也是和硬盘上的芯片+系统交互，在x86的体系下，其实就是和硬盘上的寄存器进行交互，为了让这个过程变的简单，硬盘上的寄存器被映射成了端口，硬盘的端口说明如下表。而能够交互端口的操作就是汇编指令中的in out，这些指令是特权指令，三环无法使用，像我们的常说的底层read或write函数其实也是靠操作系统执行in，out指令来实现外部设备读写的。具体的执行细节不是我们的重点，不再细写。需要知道的是，对于LBA硬盘来说，读写数据都必须一块一块的读，这也就是常说的块设备。

对于LBA硬盘来说，读写数据都必须一块一块的读，如果我们每次执行read，write时都是操作很少的数据，则对系统消耗非常大，因此，C库就想了一个好办法——缓冲区。所以，就比较好理解了，缓冲区是为了减少3坏操作外部硬件时的消耗产生的，一切都是以外部硬件为服务对象。

1.从外部硬件读取时。为了减少消耗，会一次从外部硬件读取一“块”数据，并放入缓冲区，然后当target需要时，再从头部慢慢读取，只到读完才再次从硬件读取。这个缓冲区叫输入缓冲区。

2.向外部硬件写入时。为了减少消耗，不会一有东西就写入，而是先将内容从source写入缓冲区，当缓冲区满了时候再将内存一起写入硬件。这个缓冲区叫输出缓冲区。

为了更好的定位，对每个操作我们肯定至少要有3个基础数据。首先，以从外部硬件读取为例，我们要有输入缓冲区开始（base）、结尾（end）和当前（ptr）已经用了多少的指针。很明显当ptr == end时，说明输入缓冲区里的东西已经全部读完，需要重新从硬件读入。

同样，对于向外部硬件写入为例，我们要有输出缓冲区开始（base）、结尾（end）和当前（ptr）已经写了多少的指针。很明显当ptr == end时，说明输出缓冲区已经写满，可以向硬件写入了。

上面的内容看似非常清楚，但这里其实有一些比较容易混乱的地方。因为缓冲区内存储的是数据，输入、输出两者数据流动方向不同，但保护主体都一样，都是外部设备，所以有用的数据部分就有所不相同。

虽然，输入、输出缓冲区作用不同，但原理上都是一块内存。一块外部设备可能既可以写入也可以读取，为了节省空间，我们可以定义一块缓冲区，需要输入的时候就做输入缓冲区，需要输出就做输出缓冲区。那么我们就有了8个指针。

那么到现在，基本思路理清了，其他就方便了.

从文件中读取 程序是从fd中读取一批数据到缓冲区中（_IO_buf_base 至 _IO_buf_end），_IO_read_ptr 指向已向target中写完的位置，既 _IO_read_ptr 至 _IO_read_end 为还没有写入target中的数据。当_IO_read_ptr == _IO_read_end时，说明输入缓冲区内已经没有可用数据，需要再次从文件中读入数据。

向文件输出 程序是先将source中的数据写入到缓冲区中，_IO_write_ptr 指向已从source中写到的位置，既 _IO_write_ptr 至 _IO_write_pend 为还剩余的空间。当_IO_write_ptr == _IO_buf_end时，再全部写入fd中。

既然有了数据结构，我们就可以简单定义一些操作来进行操作。

这个逻辑前面已经说的非常清楚，简单逻辑如下。

同理，操作逻辑如下。

上面的操作中，我们还忘了一个基本的问题：缓冲区从哪里来？其实缓冲区就是一块内存，可以在栈上、堆上、libc中，甚至随便mmap一块内存都可以，但不论怎么来，我们都需要这样一块区域，在此，我们借用glibc中在malloc的方法来申请缓冲区。那么我们还需要第三个操作。

这个操作非常简单。

申请一块缓冲区，并设置_IO_buf_base为开头，_IO_buf_end为结尾。

到此为止，IO的所有基本操作就已经算是完成了。当然，操作中还需要一些安全检测，例如判断缓冲区是否存在、malloc是否成功等内容，这里就不再赘述。下面，我以glibc中_IO_file_jumps为例，梳理一下函数操作的意图。

说明顺序根据_IO_file_jumps中的操作顺序来，因为里面的互相调用还是挺多的，就不说具体写过程，主要说明操作的意图。

这个看名字就非常简单，是文件结束的操作，所以它的操作如下

这个函数意图比较简单，主要是处理当输出缓冲区用完时，向硬盘写入数据。当然，其实这个函数内部非常复杂，加入了一些检测。例如，如果缓冲区不存在则要初始化缓冲区。并且，这个函数的参数中有一个标志位。

这个函数与_IO_new_file_overflow差不多，主要是用于从硬盘中读取数据，每次读取都是_IO_buf_base 至 _IO_buf_end。为了防止硬盘中没有这么多数据，设置_IO_read_end为读取的总数。如果，缓冲区不存在则要初始化缓冲区。程序返回_IO_read_ptr指针。

这个函数就是调用_IO_new_file_underflow，并简单做了一些检测。

设置存储的函数，暂不重要。

这个函数是主要目的是将数据从source放入输出输出缓冲区。显然，放入过程中还有几种情况。

说明：我们平时的输出函数主要就是调用此函数。

这个函数是主要目的是将数据从输入缓冲区放入target。显然放入过程中还有几种情况。

说明：我们平时的输入函数主要就是调用此函数。

设置偏移函数，就是设置我们所说的ptr指针。

就是调用_IO_new_file_seekoff。

这个函数也比较简单，看名字就知道是设置缓冲区的，作用就是初始化各个缓冲区

同步函数，负责与硬盘和缓冲区之间进行同步。

这个就是申请缓冲区的函数，申请完之后还要把输入、输出缓冲区初始化。

这个是输入的最终函数，它将syscall_read进行了一定的封装。

这个是输出的最终函数，它将syscall_write进行了一定的封装。

调用__lseek64。

就和名字一样，关闭文件。

获取文件描述符的状态。调用__fxstat64。

此函数没用，返回-1。

此函数没用。

清空缓冲区，将输出缓冲区清空。

_IO_setg _IO_setp 等等

我认为这是IO里面最让人头疼的地方，它的初始化形式使用大量宏来操作，为了说明问题，我专门找了一个不常用虚表(wfile)。

其中，带default的都是共用的函数，大都在genops.c里面；new_file和file的大都在fileops.c里面；wdefault是宽字符共用的函数，大都在wgenops.c里面；只有wfile的才是自己单独定义的函数，在wfileops.c里面。从上面可以看出wfile单独定义的操作只有5个。

通过源码可以看出，_IO_FILE结构体经过了很多次的完善。

在调试中可以看到全部信息。

可以看出 fflush函数在参数为空时，清空(_IO_flush_all_lockp => _IO_OVERFLOW)全部文件；不为空时，同步(sync)指定文件，两种情况执行步骤不同。

FSOP执行是靠_IO_flush_all_lockp，该函数的功能是刷新所有FILE结构体的输出缓冲区，执行这个程序的时候会沿着fp->chain执行overflow程序。

_IO_flush_all_lockp调用函数的时机包括：

首先是abort函数的流程，利用的double free漏洞触发，栈回溯为：

exit 函数，栈回溯为：

程序正常退出，栈回溯为：

从上面可以看出，很多函数并没有用，但为什么还要设置这些呢？以下是我的猜想。

对这些清楚了之后，我们就可以看看其他的house到底是干什么的了。

虚表检测是2.24之后加入的内容，IO_validate_vtable检测如果虚表超出范围就进入_IO_vtable_check函数。各路大神找到的house很多都不是打file的跳表，而是其他处理跳表，但都差不太多。简要梳理如下。

虚表位置判断主要在IO_validate_vtable函数，2.37以前判断区间为_IO_helper_jumps - _IO_str_jumps之间的区域 0xd60，里面有以下虚表。

在IO_validate_vtable函数检查如果虚表超出范围，会进入_IO_vtable_check函数，

这里就很有意思，也就是说GNU其实也同意你能够外部重构vtable，只是要满足一定条件。那么我们还是可以绕过虚表检测的。

但无论如何我们都需要有ld文件。

check_stdfiles_vtables函数是设置外置虚表的函数，如果能执行这个函数，也可以绕过虚表检测。

将宽字符函数调用单独拿出来主要是因为，目前（2.36及以前，2.37也没有修订）宽字符跳表的引用没有加入保护，house_of_apple house_of_cat都是利用这一点。

以2.36为例，目前，涉及到宽字符跳转的函数一共有19个，也就是说跳表中的都定义了。

但实际上有引用的仅为以下4个

其中，_IO_WSETBUF仅用在_IO_setbuffer中，也就是我们经常用的setbuf

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