早就听 Csome 学长说过有种打法叫 house of water，但是当时没去看，时间久了就忘记这个东西了，现在记起来了就来学习一下。由于笔者的水平有限，文章不免会出现许多错误，希望各位师傅能过包容以及指正。这篇文章的程序的测试环境为 ubuntu 22.04.3 TLS。

这个打法由国际战队 blue water 提出的，下面来看看该团队对这个打法的描述：

House of Water is a technique for converting a Use-After-Free (UAF) vulnerability into a t-cache
metadata control primitive, with the added benefit of obtaining a free libc pointer in the
t-cache metadata as well.

NOTE: This requires 4 bits of bruteforce if the primitive is a write primitive, as the LSB will
contain 4 bits of randomness. If you can increment integers, no brutefore is required.

By setting the count of t-cache entries 0x3e0 and 0x3f0 to 1, a "fake" heap chunk header of
size "0x10001" is created.

This fake heap chunk header happens to be positioned above the 0x20 and 0x30 t-cache linked
address entries, enabling the creation of a fully functional fake unsorted-bin entry.

The correct size should be set for the chunk, and the next chunk's prev-in-use bit
must be 0. Therefore, from the fake t-cache metadata chunk+0x10000, the appropriate values
should be written.

Finally, due to the behavior of allocations from unsorted-bins, once t-cache metadata control
is achieved, a libc pointer can also be inserted into the metadata. This allows the libc pointer
to be ready for allocation as well.

Technique / house by @udp_ctf - Water Paddler / Blue Water

相信大多数人都没看懂（感觉是我理解力有待提高），不过不用着急，接下来我会进行比较详细的讲解。
该打法的利用前置条件如下：

程序存在UAF漏洞
程序可以申请住够大的堆块

这里需要注意的是，完成该打法不需要泄露任何内存地址且不需要任何堆上的溢出
最终的效果是能够在 tcache 的链表上留下 libc 的相关地址，并将其申请出来，效果如下：

当程序开始运行并遇到它的第一个 malloc 时，堆（main arena）将被初始化。默认情况下（libc 2.31+），将分配 0x290 的内存大小来存储 tcache_perthread_struct 结构体，该结构体存储各个不同 size 的 tcache 链表的 chunk 的个数以及最后进入链表的 chunk 的 data 区域地址。 该结构体的源码如下：

我们最终的目的是在这个结构体中的 entries 区域留下 libc 的相关地址，进而让我们能够申请 libc 上的内存

这里我们选用 how2heap 中的 house of water 这个例子来解释，这里我做了一些简单的修改，把一些英文段落进行了删除，只留下程序执行代码

因为在编译阶段我们使用了“-g”参数，可以使用gdb在任意行下断点 b + 行号
接下来对这段 demo 进行调试
将断点下到第 18 行，此时程序完成的操作如下：
申请了 2 个堆块，size 分别为 0x3e0 和 0x3f0，紧接着将其释放掉
我们来看看此时的 tcache_perthread_struct 结构体：

可以看到第二个框框的地方的地址就是我们刚才释放的 2 个堆块地址，而第一个框框则是 size 为 0x3e0 和 0x3f0 对应的 tcache 链表 chunk 的个数，然而这个 heapbase+0x88 这个 0x10001 可以作为我们fake chunk 的size，如果我们将这个地方作为 fake chunk 并放入 unsorted bin（后面称这个 chunk 为 fake unsorted chunk），我们就能够在 tcache_perthread_struct 结构体上踩上 libc 的地址。
接下来将断点下到第 0x38 行，这期间做的都是堆块申请工作：
连续申请了 7 个 0x90 大小的 chunk，然后交替申请 0x90 和 0x20 大小的 chunk。我们最终希望最后申请的 3 个 0x90 大小的chunk 可以进入 unsorted bin，所以每 2 个 chunk 之间都申请一个小堆块来防止他们合并。这里将要进入 unsorted bin 的三个 chunk 分别命名为：unsorted_start、unsorted_middle、unsorted_end。很好理解吧，开始、中间、结束
最后还申请了一个特别大的 chunk，size 为 0xf0010，后面紧接着一个 size 为 0x20 的小 chunk
接着将断点下到第 41 行，这里在最后那个 size 为 0x20 的 chunk 的 fd 位置写上 0x1000，在 bk 位置写上 0x20。

这样做是为了绕过 unsorted bin的检测。我们回到最初的 fake unsorted chunk 的位置，其起始地址为0x555555559080

我们需要让这个 chunk 在 unsorted bin 中合法，我们就需要在让这样 fake unsorted chunk 在结束的时候的下个 chunk 的 prev_size 为 0x10000，且 size 的 issue 位为 0（因为 unsorted bin 中的堆块都是已经释放过的未使用的）
接下来就是对这个 fake unsorted chunk 进行装修
将断点下在第 57 行，此时 bin 的结构如下：

期间做的操作就是将最开始申请的 7 个 0x90 大小的 chunk 给释放掉（将 size 为 0x90 大小的 tcache 链表给填满，确保后面三个 0x90 大小的堆块给释放后能够进入到 unsorted bin），然后在 unsorted_start 和 unsorted_end 上方分别伪造一个小堆块然后释放掉，这里主要讲解一下堆块的伪造
对于 unsorted_start 上方堆块的伪造，我们直接在 unsorted_start-0x8 的地方填上 0x31 来当作 fake chunk 的 size 然后直接释放（这个 size 是有讲究的，后面会解释到），unstorted_end 的做法也类似，不过 fake chunk 的大小为 0x20。在将 fake chunk 给释放后由于堆块进入 tcache 链表后 fd+8 的地方会填上一个 key，这个 key 的作用是用来检测 tcache 上是否出现 double free，这个 key 的存在破坏了原先 unsorted_start 和 unsorted_end 这 2 个堆块的 size 位，所以我们要给予恢复，第 50 和 第 56 行的代码的作用就是如此。
那么伪造 2 个 fake chunk 然后 释放掉有什么意义呢？
我们回到前面，前面说过接下来的操作是为了对要进入 unsorted bin 的 fake unsorted chunk 进行装修，而 unsorted bin 是存在 fd 和 bk 指针的，此时再来看看我们的 fake unsorted chunk

可以看到 fake chunk 的 fd 和 bk 已经留下我们前面 2 个释放的 fake chunk 的 data 区域地址，同时这个 2 地址
也分别是 unsorted_end 和 unsorted_start 这 2 个堆块的地址，这是因为 0x555555559090 这个地址为 tcache_perthread_struct 结构体 entries 链表的起始地址，存放的是最后进入 0x20 大小的 tcache 链表的堆块的地址，而我们最后释放的 2 个 fake chunk 大小分别为 0x20 和 0x30。
我们将断点下到第 63 行，期间进行的操作为：依次释放 unsorted_end、unsorted_middle、unsorted_start。bin 的结构如下：

接下来我们的操作是要让我们一开始在 tcache_perthread_struct 中伪造的堆块链入 unsorted bin，这里的操作是将 unsorted_middle 给替换为 fake chunk。回到我们 fake chunk 的那张图片，我们可以看到 fake chunk 的fd 指针已经指向 unsorted_end，bk 指针已经指向 unsorted_start，所以接下来的操作就是令 unsorted_start 的 fd 指针指向 fake unsorted chunk，unsorted_end 的 bk 指针指向 fake unsorted chunk 即可完成 unsorted bin 上堆块替换操作
将断点下在第 67 行，期间的操作就是进行上述的指针替换操作，最后的 bin 结构如下：

可以看到已经成功将 unsorted_middle 给替换为 fake chunk。
接下来就是要让 fake unsorted chunk 的 fd 指针和 bk 指针出现 libc 的地址，当我们申请一个 chunk 的size 小于 0x10000 且无对应 size 的 chunk 在tcache 和其他 bin 中时，会先对 unsroted bin 进行遍历，然后 unsorted_end 和 unsorted_start 送入 smallbin 中，将 fake chunk 送入 largebin 中，此时 fake chunk 的 fd 和 bk 指针指向 libc 的相关地址，此时再在 fake unsorted chunk 中切割出合适大小的堆块进行分配。how2heap 的代码中选择申请的堆块大小为 0x290，其实申请的大小满足我上面所说的条件即可。
将断点下到 70 行，此时已经完成了堆块的申请，查看 tcache_perthread_struct 结构体和 bin 的结构：

已经给踩上 libc 上的地址⬆️

此时我们可以进行 libc 上内存的分配，这也是 house of water 的所有内容，后续的攻击就看每个人的需求了。

可以看到 house of water 能够在没有内存泄露的情况下在 tcache 链上留下 libc 的相关地址。在修改 unsorted_start 和 unsroted_end 的指针使 fake unsorted chunk 链入unosorted chunk 的这步中我们需要进行一步小爆破，因为我们每次修改不能只覆盖地址的低3位，而是低4位，在开启了 alsr 的环境下从第 4 位开始的地址都是随机的。
我认为 house of water 攻击的关键是伪造并释放那 2 个大小分别为 0x20 和 0x30 的堆块，想了想这个伪造在 pwn 题中并不简单。
希望读者能够自己调试一遍 how2heap 里面的代码，相信你们一定会有新的收获。

这道题目需要用到 house of water，当时好像有 7 解了，可是我还没做出来，太菜了

当时的想法是让同一个 chunk 同时进入 unsortedbin 和 smallbin 以此来留下 libc 的地址，可是搞了半天什么都没搞出来，不知道有没有师傅是用这种方法做出来的
题目可以从 r3kapig 战队的比赛题库中找到：TFC CTF 2024(Jeopardy) (notion.site)
这题附件里给的 dockerfile 里写的远程环境为 ubuntu:24.10，我寻思着这不也才 8 月嘛，怎么都有 10 了
这里我做了个小偷懒，libc 我用了本地的 2.35，不过大差不差，最终思路还是一样的，也就一个偏移不同而已
由于题目代码量比较少，这里就直接贴上来

这是一个很典型的菜单程序，实现了堆块的申请和释放功能，没有编辑和和打印功能。漏洞十分的明显，就是 gius 在释放堆块后并没有将相应的指针置 0，这里存在 UAF 漏洞。程序最多可以申请 0x100 个堆块，每个堆块最大为 0x1791，这不摆明着让我们使用 house of water 进行攻击嘛？
这里先贴上我的交互脚本：

现在我们的整理思路是利用 house of water 实现 stdout 上的内存分配，然后通过 stdout 泄露出 libc 的地址，最后通过伪造 io file 来 getshell。
既然上面说到 house of water 的关键是伪造 unsorted_start 和 unsroted_end 上方的2个小堆块，这里就先进行这一步，已经 unsorted_start 为例

因为我们的小 fake chunk 和 unsorted_start 最终都是要给 free 掉的，所以我们要先获得他的索引，这里我使用的是堆块切割法，通过让一个巨大的堆块进入 unsorted bin，然后按照一定的大小申请 2 个堆块出来获取索引，然后再将申请出来的堆块释放掉，使其再次和合并进入 unsorted bin，相关代码如下：

这里我一共申请了 4 个大堆块，其中第 4 个堆块是用于防止 unsorted bin 与 top chunk 进行合并。可能有人会问为什么我要申请这么大的堆块来防止合并，其实我是为了减少对 tcache 的影响，因为 house of water 后的攻击将会在 tcache_perthread_struct 中进行，所以我尽可能的让更少的 chunk 进入 tcache。这里进行了 fake 0x30 和 unsorted_start 2 个堆块索引的获取，并将 fake 0x30 释放掉进入 tcache
这里我们将上面代码进行修改如下：

这里释放了我们 unsorted_start，此时 bin 的结构如下：

可以看到 0x30 的 tcache 和 unsorted bin 指向的是同一块区域，说明我们伪造成功
对于 unsorted_end 上方 fake chunk 的伪造原理相同，只不过这里的 fake chunk 大小为 0x20，代码如下：

接下来需要获取 unsorted_middle 这个堆块的索引，因为这个堆块不需要在上方伪造 fake chunk，所以索引比较容易获得，直接申请即可：

第二个堆块同样是为了防止合并
后面依然进行简单的操作，在 tcache_perthread_struct 上进行 fake unsorted chunk 的伪造，这部也比较简单，已经成为模板化的东西了，申请 2 个 size 分别为 0x3f0 和 0x3e0 的堆块然后直接释放掉即可

效果如下：

这一步主要是因为程序没有编辑功能，当我们将 unsorted_end、unsorted_middle、unsorted_start 释放进 unsorted bin 时我们就无法修改 unsorted_start 和 unsorted_end 的指针。
这里我还是使用堆块切割是思想，相关代码如下：

这里用于修改 unsorted_start 和 unsorted_end 的堆块我选择的大小为 0x340 和 0x350，因为这个 2 个大小的堆块个释放后是直接进入 tcache，对后面 unsorted bin 中存储的 unsorted_end、unsorted_middle、unsorted_start 影响比较小
但由于这个操作改变了原来 unsorted_end、unsorted_start 的 size位

所以我们需要用我们刚获取的 tcache 堆块来对 unsorted_end、unsorted_start 的 size 位进行恢复

因为我们的 fake unsorted chunk 最终进入到 unsorted bin 中，unsorted bin 会检测这个堆块的合法性，会检测 fake unosrted chunk 的 next chunk 的prev_size 和 size，伪造代码如下：

注意这里 next chunk 的 issue 位要为 0，因为 unsorted bin 上的堆块都是没有给使用的
接下来就是愉快的一条龙服务，依次释放 unsorted_end、unsorted_middle、unsorted_start 进入 unsorted bin，然后分别修改 unsorted_start 和 unsorted_end 的 fd 和 bk 指针将 fake unsorted chunk 链入 unsorted bin 中

这里我提前申请了 2 个 chunk，大小分别为 0x240 和 0x250，这 2 个堆块在后续的攻击中会用到。在修改 fd 和 bk指针中我们需要爆破地址的第 4 位，概率为 1/16，我这里选择爆破的是 heapbase 的第 4 位为 0，成功后的效果如下：

可以看到 fake unsorted chunk 已经进入到 unsorted bin 中，现在我们来梳理一下目前的状况：
目前 unsorted bin 中有 3 个堆块，两侧的 unsorted_end、unsorted_start 大小为 0x510，中间的 fake unsorted chunk 的大小为 0x10001，两侧的堆块十分的碍事，所以我们将其申请出来

此时 fake unsorted chunk 已经进入到 largebin 中，并在 tcache 上踩下 libc 的地址

现在我们的思路就非常的明确了，我的做法是先申请一个 0x110 大小的堆块

此时 largebin 的 fd 指针所在的位置正好是 tcache_perthread_struct 上 0x240 大小 tcache 最后一个 chunk 的存储地址，此时已经给踩上了 libc 的地址

然后再将该地址申请出来，将地址的低 3 位改为 stdout 地址的低 3 位，爆破第 4 位，用 tcache 分配堆块到 stdout 上进而泄露出 libc 的地址，这里的爆破成功率也为 1/16

获取 libc 地址后我们可以吧刚才申请在 tcache_perthread_struct 上的堆块释放掉再重新申请回来，然后在 tcache_perthread_struct 上存储 0x250 大小 tcache 最后一个 chunk 的地方写上 IO_2_1_stderr 的地址，并申请 0x250 大小的堆块在 IO_2_1_stderr 上写上 fake file

最后让程序通过 exit 函数退出即可执行我们的 fsop 攻击
下面给出完整 exp，exp 写的比较乱且注释上对堆块的标号有点不太准确，请师傅们多多包容

由于需要分别在 heapbase 和 stdout 上进行一次爆破，所以脚本执行的成功率为 1/256，运行后还要等半天

打通，完结散花

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