large Bin Attack学习（_int_malloc源码细读 ）

参考文章:
wiki:Large Bin Attack - CTF Wiki (ctf-wiki.org)
源码级调试glibc:源码级调试glibc_glibc cannot be compiled without optimization-CSDN博客
源码分析:glibc 2.31 malloc与free 源码分析（持续更新） - PwnKi - 博客园 (cnblogs.com)+glibc malloc源码分析 - PwnKi - 博客园 (cnblogs.com)
详细拆分了_int_malloc的流程 并且按照功能分了标题 想要了解对应部分就直接点击标题跳转即可
第一次阅读glibc的源码然后进行分析 有错误的地方请大佬指正

源码分析(largebin malloc)

每次去看别人文章分析总结的 总感觉比较难记住 每个libc版本的区别 然后也没彻底理解一些操作 所以进行阅读源码

然后重点是检查机制部分 如果只想看重点就直接跳转到largebin入链操作

• 然后在正式阅读源码之前 我们先理清楚largebin的结构（去除了头部的fd_nextsize/bk_nextsize 为了图片干净一点）

  

  • 我们可以简化一下 去除尾链的fd和头链的bk方便我们理清逻辑

    

  • 大概就是这个样子 也就是bin头部通过fd/bk链接chunk size链表的头部和尾部 然后chunk size链表之间通过fd_nextsize/bk_nextsize链接

  • chunksize链表中 同一个大小的chunk通过fd/bk进行链接

  • 所以largebin的fd和bk和其他的双向链不同我们不能通过从bin一路通过fd返回到large bin的头部

Unsortedbin的合并/入链/分配操作

遍历的开始（梦的开始）

后面的操作中最重要的就是Victim变量 这个变量是当前循环到的unsortedbin chunk<br>bck变量 也就是bck <-------> victim 这个关系

• 从unsorted_chunk最后一位开始遍历 直到碰到unsorted_bin的头部 我在这里 没很确定是否unsortedbin可不可以指向自己 我们可以调试看看

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  while ((victim = unsorted_chunks (av)->bk) != unsorted_chunks (av)){     bck = victim->bk;     size = chunksize (victim);  /* 计算 size */     // ... }

调试

• 然后查看chunk结构

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  Free chunk (unsortedbin) | PREV_INUSE Addr: 0x555555559680 Size: 0x90 (with flag bits: 0x91) fd: 0x7ffff7fb9be0 bk: 0x7ffff7fb9be0

• 查看unsortedbin的大小

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  pwndbg> tel  0x7ffff7fb9be0 00:0000│ rdx r10 r11 0x7ffff7fb9be0 (main_arena+96) —▸ 0x5555555597a0 ◂— 0x0 01:0008│             0x7ffff7fb9be8 (main_arena+104) ◂— 0x0 02:0010│             0x7ffff7fb9bf0 (main_arena+112) —▸ 0x555555559680 ◂— 0x0 03:0018│             0x7ffff7fb9bf8 (main_arena+120) —▸ 0x555555559680 ◂— 0x0 04:0020│             0x7ffff7fb9c00 (main_arena+128) —▸ 0x7ffff7fb9bf0 (main_arena+112) —▸ 0x555555559680 ◂— 0x0 05:0028│             0x7ffff7fb9c08 (main_arena+136) —▸ 0x7ffff7fb9bf0 (main_arena+112) —▸ 0x555555559680 ◂— 0x0 06:0030│             0x7ffff7fb9c10 (main_arena+144) —▸ 0x7ffff7fb9c00 (main_arena+128) —▸ 0x7ffff7fb9bf0 (main_arena+112) —▸ 0x555555559680 ◂— 0x0 07:0038│             0x7ffff7fb9c18 (main_arena+152) —▸ 0x7ffff7fb9c00 (main_arena+128) —▸ 0x7ffff7fb9bf0 (main_arena+112) —▸ 0x555555559680 ◂— 0x0

• 可以发现fd bk都是指向的unsortedbin中第一个chunk 我们清空unsortedbin看看

  pwndbg> tel 0x7ffff7fb9be0
  00:0000│ rsi r11 0x7ffff7fb9be0 (main_arena+96) —▸ 0x555555559830 ◂— 0x0
  01:0008│         0x7ffff7fb9be8 (main_arena+104) —▸ 0x555555559710 ◂— 0x90
  02:0010│         0x7ffff7fb9bf0 (main_arena+112) —▸ 0x7ffff7fb9be0 (main_arena+96) —▸ 0x555555559830 ◂— 0x0
  03:0018│         0x7ffff7fb9bf8 (main_arena+120) —▸ 0x7ffff7fb9be0 (main_arena+96) —▸ 0x555555559830 ◂— 0x0
  04:0020│         0x7ffff7fb9c00 (main_arena+128) —▸ 0x7ffff7fb9bf0 (main_arena+112) —▸ 0x7ffff7fb9be0 (main_arena+96) —▸ 0x555555559830 ◂— 0x0
  05:0028│         0x7ffff7fb9c08 (main_arena+136) —▸ 0x7ffff7fb9bf0 (main_arena+112) —▸ 0x7ffff7fb9be0 (main_arena+96) —▸ 0x555555559830 ◂— 0x0
  06:0030│         0x7ffff7fb9c10 (main_arena+144) —▸ 0x7ffff7fb9c00 (main_arena+128) —▸ 0x7ffff7fb9bf0 (main_arena+112) —▸ 0x7ffff7fb9be0 (main_arena+96) —▸ 0x555555559830 ◂— ...
  07:0038│         0x7ffff7fb9c18 (main_arena+152) —▸ 0x7ffff7fb9c00 (main_arena+128) —▸ 0x7ffff7fb9bf0 (main_arena+112) —▸ 0x7ffff7fb9be0 (main_arena+96) —▸ 0x55555555983
  

  • 我们会发现fd和bk都是指向了自己本身也就是main_arena+96这个位置

安全检查机制

这里的安全机制全是对unsortedbin中的chunk进行的检查

• 不能小于2*SIZE_SZ不能大于av->system_men也就是该分配去的内存分配总量

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  if (__glibc_unlikely (size <= 2 * SIZE_SZ)               || __glibc_unlikely (size > av->system_mem))             malloc_printerr ("malloc(): invalid size (unsorted)");

  • 对next chunk(物理意义上的紧挨着)也进行一样的操作

    mchunkptr next = chunk_at_offset (victim, size); /* 获得指向内存空间中当前 chunk 的下一个chunk 的指针 */

    1 2	if (__glibc_unlikely (chunksize_nomask (next) < 2 * SIZE_SZ)|| __glibc_unlikely (chunksize_nomask (next) > av->system_mem))      malloc_printerr ("malloc(): invalid next size (unsorted)");

• 检查next chunk的prev_size 是否等于当前的chunk size

  size = chunksize (victim); /* 计算 size */

  1 2 3

  /* 如果 next chunk 中记录前一个 chunk 大小的 prev_size 与 size 不符，则报错 */ if (__glibc_unlikely ((prev_size (next) & ~(SIZE_BITS)) != size))     malloc_printerr ("malloc(): mismatching next->prev_size (unsorted)");

• 检查bck的fd是否为当前chunk 或者当前chunk的fd是否是bin的头结点

  bck = victim->bk;

  victim = unsorted_chunks (av)->bk)

  应该就是检查下一个chunk是否是合法的

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  if (__glibc_unlikely (bck->fd != victim)               || __glibc_unlikely (victim->fd != unsorted_chunks (av)))             malloc_printerr ("malloc(): unsorted double linked list corrupted");

• 检查当前chunk是否是free的 通过next chunk的p值

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  /* 如果 next chunk 中的显示前一个 chunk 是否正在使用的标志位为1，*/ /* 即前一个 chunk 正在使用，则报错 */ if (__glibc_unlikely (prev_inuse (next)))     malloc_printerr ("malloc(): invalid next->prev_inuse (unsorted)");

直接返回smallbin_chunk情况

然后就是从unsortedbin割small chunk 如果符合条件

• 所需chunk大小在smallbin的范围之内

• bck为unsortedbin的头 也就是unsortedbin中仅有一个chunk

• victim为last remainder chunk 也就是分割过一次

• 大小刚好大于所需nb大小+Minsize(这里猜测就是一个最小chunk 这样才能切割)

满足以上条件 就直接分割 然后将victim返回给用户

从unsortedbin中移除

在这里已经将chunk从unsortdbin中移除

大小刚好相等情况

• 如果chunk和当前需要的chunk大小一致 则直接返回chunk 并且设置物理意义上紧挨着的下一个chunk的size中p为0也就是free状态

  1	set_inuse_bit_at_offset (victim, size);

• 如果开启了tcache机制 且tcache未满则将chunk放入tcache中

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  if (tcache_nb && tcache->counts[tc_idx] < mp_.tcache_count){     tcache_put (victim, tc_idx);     return_cached = 1;     continue; }

• 然后直接返回

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  check_malloced_chunk (av, victim, nb); void *p = chunk2mem (victim); alloc_perturb (p, bytes); return p;  /* 返回内存指针 */

归类入链操作

这里主要是将unsortedbin合并后的 入small链表或者large链表的操作

这里的fwd和bck记好了 我们从unsortedbin抠出来的chunk就要合并进入fwd和bck的中间

这后面的操作往往是先让fwd到指定的位置 然后bck通过fwd->bk来进行的定位

small 和 large最终入bin操作

这里把最后的部分 直接提前 拿出来 因为smallbin和largebin的入链操作都含这个代码

largebin还有chunk size的入链操作 以及其他的复杂检查

smallbin的fwd bck赋值

• 如果属于small bin则进行fwd和bck的赋值

  small bin 的链表表头赋值给 bck:bck = bin_at (av, victim_index);

  首个chunk赋值给fwd :fwd = bck->fd;

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  if (in_smallbin_range (size)){     victim_index = smallbin_index (size);     bck = bin_at (av, victim_index);     fwd = bck->fd; }

largebin 入bin链和chunk size链

• 如果属于large_bins同理进行赋值 然后判断该插入什么合适的位置

  因为largebin是按照大小进行的排序 由大到小 所以最小的在链表最后

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  victim_index = largebin_index (size); bck = bin_at (av, victim_index); fwd = bck->fd;

  • 判断large是否有空闲chunk:

    1	if (fwd != bck)

  • 如果当前chunk比最后一位chunk还小则直接加入链表末尾

    bck是头 bck->bk应该就是最后一位

    然后要加入fwd和bck之间 我们应该先调整fwd和bck 所以bck改为链表最后一位 fwd改为链表头

    bck<----->chunk<----->fwd

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    if ((unsigned long) (size)< (unsigned long) chunksize_nomask (bck->bk)){     fwd = bck;     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; }

  • 否则进行遍历判断 匹配第一个小于等于 当前chunk的

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    while ((unsigned long) size < chunksize_nomask (fwd)){     fwd = fwd->fd_nextsize;     assert (chunk_main_arena (fwd)); }

  • 如果该chunk与当前chunk相同则让chunk插入fwd之后 所以

    因为large bin是按照大小进行的排序 所以我们为了不额外修改chunk size链表 直接将chunk链接到fwd后面

    1 2	if ((unsigned long) size== (unsigned long) chunksize_nomask (fwd))     fwd = fwd->fd;

  • 当我们需求的chunk size大于large中所有的chunk size的情况 执行largebin的入chunk_size链操作:<span id = "attack"></span>

    这里我理解的是largebin存在两条链 也就是chunk size的链 和fd bk构成的bins链 这里先是入的chunk size的链

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    victim->fd_nextsize = fwd; victim->bk_nextsize = fwd->bk_nextsize; if (__glibc_unlikely (fwd->bk_nextsize->fd_nextsize != fwd))     malloc_printerr ("malloc(): largebin double linked list corrupted (nextsize)"); fwd->bk_nextsize = victim; victim->bk_nextsize->fd_nextsize = victim;

    • 这里就是重点了 也就是large bin的入链操作

    • 首先这是初始状态

  

  • 让bck等于fwd->bk 也就是把bck提到fwd前方 并且进行安全检查

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    bck = fwd->bk; if (bck->fd != fwd)     malloc_printerr ("malloc(): largebin double linked list corrupted (bk)");

  • 最后就是执行入链操作了

    在一开始的时候提过

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    mark_bin (av, victim_index); victim->bk = bck; victim->fd = fwd; fwd->bk = victim; bck->fd = victim;

从largebin中获取chunk

• largebin情况

  1	if (!in_smallbin_range (nb))

chunk脱链 remainder chunk入链

首先是判断情况 我们只处理这一种情况:largebin中有chunk 然后largebin中最大的chunk大于我们的需求

接下来的代码都是从largebin中获取chunk

• 取最小的chunk 反方向循环 找到刚好大于等于我们所需chunk size的 chunk

  如果一个大小的chunk链表中有多个chunk 优先取第二个 不轻易改变chunk size链表的值

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  // 取largebin的最后一个chunk 也就是最小的那个chunk victim = victim->bk_nextsize; // 取首个大于所需的chunk size的large chunk while (((unsigned long) (size = chunksize (victim)) < (unsigned long) (nb)))     victim = victim->bk_nextsize;   /* Avoid removing the first entry for a size so that the skip                  list does not have to be rerouted.  */ //  这里避免删除chunk size链中的首个chunk 避免我们修改chunk size链表 所以我们取第二个 if (victim != last (bin) && chunksize_nomask (victim) == chunksize_nomask (victim->fd))     victim = victim->fd;

• chunk 通过unlink脱链 remainder chunk入unsortedbin链

  安全检查 是否切割后的chunk大于minsize 与安全检查 largebin第一个chunk和头的互锁状态

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  // 算剩余的remainder_size  remainder_size = size - nb;  // 对 我们large bin中的chunk 进行unlink操作  unlink_chunk (av, victim);   /* Exhaust */ // 安全检查 如果切割的chunk 小于Minsize 则 设置下一个chunk p为0 if (remainder_size < MINSIZE){     set_inuse_bit_at_offset (victim, size);     if (av != &main_arena)         set_non_main_arena (victim); }else{      remainder = chunk_at_offset (victim, nb);     /* We cannot assume the unsorted list is empty and therefore                      have to perform a complete insert here.  */     // 根据注释大概知道是进行完整的插入操作     // 取得unsorted_chunk bin链表的的头     bck = unsorted_chunks(av);     // 取 第一个chunk     fwd = bck->fd;     // 安全检查:检查第一个chunk的bk是否为unsorted bin的头     if (__glibc_unlikely (fwd->bk != bck)){         malloc_printerr ("malloc(): corrupted unsorted chunks");     }     // remainder 入unsortedbin     remainder->bk = bck;     remainder->fd = fwd;     bck->fd = remainder;     fwd->bk = remainder;     // 如果是remiander 则将fd_nextsize bk_nextsize 设置为null     if (!in_smallbin_range (remainder_size)){         remainder->fd_nextsize = NULL;         remainder->bk_nextsize = NULL;     }     // 这里应该是设置head的一系列操作     set_head (victim, nb | PREV_INUSE |               (av != &main_arena ? NON_MAIN_ARENA : 0));     set_head (remainder, remainder_size | PREV_INUSE);     // foot就是下一个chunk的prev_size部分     set_foot (remainder, remainder_size); }

返回被切割后的chunk

从topchunk中获取chunk

我是大概浏览的 大概意思是去剩下的chunk中寻找 如果没找到就去topchunk分配 如果topchunk不够就去系统申请

漏洞利用

我们主要是利用:largechunk中最大的chunk还是小于我们所需求的chunk大小这种情况 我们来详细分析一下这个流程中究竟干了什么

• 我们可以发现 这里的代码 危险的地方在于 如果现在我们能够修改largebin中fwd位置的chunk 我们就能够泄露victim的地址

  我们主要利用这两行代码

  1 2	victim->bk_nextsize->fd_nextsize = victim; bck->fd = victim;

• 如何实现？比如

  • 我们修改largebin中的chunk 也就是fwd的bk为我们想要泄露到的目标地址-0x10时
    • 所以fwd->bk->fd也就是目标地址
    • 阅读前后逻辑我们知道这段代码中bck=fwd->bk
    • bck->fd 最后被赋值victim
    • 所以也就是fwd->bk->fd被赋值victim 也就是目标地址赋值victim
  • 我们修改fwd的bk_nextsize为目标地址-0x20
    • 所以fwd->bk_nextsize->fd_nextsize等于目标地址
    • 然后也因为victim->bk_nextsize = fwd->bk_nextsize; 和victim->bk_nextsize->fd_nextsize = victim所以等价替换
    • fwd->bk_nextsize->fd_nextsize=victim也就是目标地址等于victim

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