跳跳糖
启动musl 程序
这里探索了很多方式，勘误之前的启动方式实际上存在一些问题，这里终于探索到了最完备的musl 调试环境，这里特别感谢我的学弟gxh为勘误做出的贡献
算是musl 学习的正式终结
提示:
musl 的库函数就只有一个libc.so ,这个libc.so 既充当ld,又充当libc
最佳环境配置:
本机环境ubuntu:20.04
musl 环境下载
sudo dpkg -i musl_1.2.2-1_amd64.deb
或:通过包管理器安装，
sudo apt-get install -y musl musl-dev
关于自己编译源码:
自己编译源码具体可以参考下面这篇文档
blog.fpliu.com/it/software/musl-libc
调试符号:
musl-dbgsym_1.2.2-1_amd64.ddeb
sudo dpkg -i musl-dbgsym_1.2.2-1_amd64.ddeb
这里安装调试符号非常重要，关系到后面调试！！！
在安装调试符号后，即使musl 程序的libc.so不带调试信息，gdb 还是会从我们安装的调试符号中自动寻找匹配，还是能做到带符号调试！！！
安装GDB Musl小插件:
安利xf1les 师傅编写的musl heap gdb 插件
git clone https://github.com/xf1les/muslheap.git
Installation
echo "source /path/to/muslheap.py" >> ~/.gdbinit
Requirements:（环境需求）
-
Python 3.5.2+
-
GDB 7.11.1+ with python3 support
-
musl libc 1.2.1+
with debug symbols
- Ubuntu:
apt install musl-dbgsym - Alpine:
apk add musl-dbg
安装后非常方便，可以很方便的看__malloc_context 结构体，和meta 链表的情况，还可以直接得到一些musl利用的必要函数的偏移
指定 libc.so 启动一个musl 程序
替换默认环境下的libc.so
-
把下载的musl的默认libc.so 换为指定的libc.so, 默认路径:
/usr/lib/x86_64-linux-musl/libc.so,这里可以先备份再替换 -
p = process(rbin)直接启动程序，他会自动使用默认的libc
地址空间布局效果图
这个才是正确的布局，之前因为第五空间的题远程靶机启动方式错误被误导了，导致从开始学习的时候，就是按照错误方式启动的
(之前的文章介绍的错误方式，对不住各位师傅们)
或者:patchelf
把libc.so 当作ld 来patch (这种方式也可以)
patchelf --set-interpreter ./libc.so ./rbin
此方式经过测试也是与直接替换默认的libc.so 的结果是相同的
调试细节:
-
因为安装了musl libc debug symbols 所以我们可以直接
p __malloc_context查看meta 堆管理器结构体 -
可以利用xf1les 师傅的gdb 插件，直接查看当前的chunk 被nontrivial_free()释放的结果，对于利用dequeue 进行地址互写非常方便直观看见结果
- 在调试的时候，直接在gdb 中dir 源码，可以直观的跟踪函数执行流程进行调试
dir /path/to/musl-1.2.2/src/malloc/和dir /path/to/musl-1.2.2/src/malloc/mallocng便可
致歉：再次强调
io = process([libc.so,rbin]) 这种启动方式是错误的！！！！
Musl 1.2.2源码分析
0x00 基本数据结构
chunk->group->meta 分析顺序
先从musl 的基本数据结构 这里我选择从小到大来理解，因为在源码里它就是从小到大索引的
从chunk 一路索引到 meta。
首先介绍chunk
chunk：
struct chunk{
char prev_user_data[];
uint8_t idx; //低5bit为idx第几个chunk
uint16_t offset; //与第一个chunk起始地址的偏移，实际地址偏移为offset * UNIT,详细请看get_meta源码中得到group地址的而过程！
char data[];
};
每个chunk 都有个4 字节的chunk头记录 idx 和 offset
(第一个chunk 比较特殊，因为它上面是 group结构 + chunk 头=0x10 )
很多没有遇见过的问题：且不是实验内容类的，比如虚拟机网卡，服务器环境，实验难度
在释放后 chunk 头的 idx会变成0xff offset 会清零
这里 offset 和 idx 比较重要
细节:和glibc 的chunk 类似 glibc chunk 可以占用下一个chunk 的prev_size 空间
而musl 可以使用 下一个chunk 头的低4B 来储存数据
group:
#define UNIT 16
#define IB 4
struct group {
struct meta *meta;
unsigned char active_idx:5;
char pad[UNIT - sizeof(struct meta *) - 1];//padding=0x10B
unsigned char storage[];// chunks
};
- 在musl 中同一类大小的chunk 都是被分配到 同一个group 中进行管理
- musl 是通过 chunk addr 和chunk 头对应的 offset 来索引到 group 地址的
- 整体作为一个 group，其中开头的0x10我们当作group 头，这里的group头 涵盖了第一个chunk的头数据
- 如这里的第一个chunk是0x7f242f97fd20开始
- group开头的8个字节存的 meta 的地址，后面8个字节存了第一个chunk 的头数据 和 active_idx
- 这里active_idx 代表能存下的多少个 可以用的同类型chunk
- 如图这里可以存下的chunk [0,0x1d] 共 0x1e 个
从chunk 索引到 group:
源码:
#musl-1.2.2\src\malloc\mallocng\meta.h line129
static inline struct meta *get_meta(const unsigned char *p)
{
assert(!((uintptr_t)p & 15));
int offset = *(const uint16_t *)(p - 2);
int index = get_slot_index(p);
if (p[-4]) {
assert(!offset);
offset = *(uint32_t *)(p - 8);
assert(offset > 0xffff);
}
const struct group *base = (const void *)(p - UNIT*offset - UNIT);// base 指向的就是group 地址
............
}
根据源码我们可以知道 从chunk 索引到group 起始地址的计算式子为
group_addr = chunk_addr - 0x10 * offset - 0x10
补充
offset = p[-2] (这里的p 就是代指chunk)
index 从 get_slot_index(p)中得到
static inline int get_slot_index(const unsigned char *p)
{
return p[-3] & 31;
}
meta
struct meta {
struct meta *prev, *next;//双向链表
struct group *mem;// 这里指向管理的group 地址
volatile int avail_mask, freed_mask;
uintptr_t last_idx:5;
uintptr_t freeable:1;
uintptr_t sizeclass:6;
uintptr_t maplen:8*sizeof(uintptr_t)-12;
};
其中如果这个meta 前后都没有，那么它的prev next 就指向它自己
avail_mask，free_mask 是bitmap 的形式体现 chunk 的状态
这里例子是我申请了3个 0x30的chunk1、2、3， 然后free 掉chunk2
avail_mask == b"01111000" (最前面那个0 不算只是为了对齐)
-
在 avail_mask 中 2 进制的 0 表示不可分配 1表示可分配，顺序是从后到前
-
如01111000 中最后的 3个0 ， 表示第1、2、3个 chunk 是不可分配的 前面4个chunk 是可以分配的
free_mask == 2 =0010
在 free_mask 中的 1 表示已经被释放
如第二个chunk2已经被释放:free_mask =b"0010"
last_idx 可以表示最多可用堆块的数量 最多数量=last_idx+1(因为是从0 - last_idx)
freeable=1根据源码 代表meta否可以被回收 freeable=0 代表不可以 =1 代表可以
#musl-1.2.2\src\malloc\mallocng\free.c line 38
static int okay_to_free(struct meta *g)
{
int sc = g->sizeclass;
if (!g->freeable) return 0;
...........
}
sizeclass=3 表示由0x3这个group进行管理这一类的大小的chunk
const uint16_t size_classes[] = {
1, 2, 3, 4, 5, 6, 7, 8,
9, 10, 12, 15,
18, 20, 25, 31,
36, 42, 50, 63,
72, 84, 102, 127,
146, 170, 204, 255,
292, 340, 409, 511,
584, 682, 818, 1023,
1169, 1364, 1637, 2047,
2340, 2730, 3276, 4095,
4680, 5460, 6552, 8191,
};
maplen
maplen >= 1表示这个meta里的group 是新mmap出来的,长度为多少
meta->maplen = (needed+4095)/4096;
并且这个group 不在size_classes里
maplen =0 表示group 不是新mmap 出来的在size_classes里
细节:
-
meta 一般申请的是堆空间brk 分配的，有可能是mmap 映射的，而group 都是使用的mmap 的空间
-
由于bitmap的限制, 因此一个group中最多只能有32个chunk
meta_area
struct meta_area {
uint64_t check;
struct meta_area *next;
int nslots;
struct meta slots[];
};
meta_area 是管理meta的合集 meta_area 以页为单位分配 所以计算地址如下
meta_area_addr = meta & ( -4096 )
const struct meta_area area = (void )((uintptr_t)meta & -4096)
check:是个校验数字 保护meta_area 里的meta，防止meta被 伪造
meta_area *next 指向下一个meta_area 如果没有 就默认为0
nslots: meta 槽的数量
细节:在这个meta_area 页被使用的时候 上一个临近的页 会被设置为不可写
是为了防止 使用者覆盖check 校验值
__malloc_context
是musl libc 记录结构状态的表，记录各个meta 和 secret 队列信息等
struct malloc_context {
uint64_t secret;// 和meta_area 头的check 是同一个值 就是校验值
#ifndef PAGESIZE
size_t pagesize;
#endif
int init_done;//是否初始化标记
unsigned mmap_counter;// 记录有多少mmap 的内存的数量
struct meta *free_meta_head;// 被free 的meta 头 这里meta 管理使用了队列和双向循环链表
struct meta *avail_meta;//指向可用meta数组
size_t avail_meta_count, avail_meta_area_count, meta_alloc_shift;
struct meta_area *meta_area_head, *meta_area_tail;
unsigned char *avail_meta_areas;
struct meta *active[48];// 记录着可用的meta
size_t u sage_by_class[48];
uint8_t unmap_seq[32], bounces[32];
uint8_t seq;
uintptr_t brk;
};
小总结一下
- musl 中堆的管理由meta 管理 group ，group 管理 chunk
- 在free 或者 malloc chunk 的时候又是从 chunk 到group 再到meta 从小到大索引
- meta 间 通过meta 中prev next 结构形成循环链表连接
0x01 释放与分配
(如果不想看源码 可以跳下面看总结)
malloc
源码路径
/src/malloc/mallocng/malloc.c
源码：
void *malloc(size_t n)
{
if (size_overflows(n)) return 0;// 最大申请空间限制
struct meta *g;
uint32_t mask, first;
int sc;
int idx;
int ctr;
if (n >= MMAP_THRESHOLD) {// size >= 阈值 会直接通过mmap 申请空间
size_t needed = n + IB + UNIT; //UNIT 0x10 IB 4 定义在meta.h 里 这里UNIT + IB 是一个基本头的大小
void *p = mmap(0, needed, PROT_READ|PROT_WRITE,MAP_PRIVATE|MAP_ANON, -1, 0);//新mmap group 空间
if (p==MAP_FAILED) return 0;
wrlock();
step_seq();
g = alloc_meta();
if (!g) { // 如果申请meta 失败 会把刚刚mmap 出来的group 回收
unlock();
munmap(p, needed);// 回收group
return 0;
}
g->mem = p;// mem = group 地址
g->mem->meta = g; //group 头部 指向meta (g 为 meta)
g->last_idx = 0;//mmap的group last_idx默认值=0
g->freeable = 1;
g->sizeclass = 63; // mmap 的申请的 sizeclass 都为63
g->maplen = (needed+4095)/4096;
g->avail_mask = g->freed_mask = 0;
ctx.mmap_counter++;// mmap 内存记载数量++
idx = 0;
goto success;
}
//否则直接根据传入size，转换成size_classes的对应大小的 下标，
sc = size_to_class(n);
rdlock();
g = ctx.active[sc]; // 从现有的active中取出对应sc 的 meta ,不同sc 对应不同的meta
/*
如果从ctx.active 中没找到对应的meta 会执行下面的if分支
这里!g<=> g==0 ,说明ctx.active[sc] 没有对应的meta
*/
if (!g && sc>=4 && sc<32 && sc!=6 && !(sc&1) && !ctx.usage_by_class[sc]) {
size_t usage = ctx.usage_by_class[sc|1];// 如果在 ctx.active 没找到 就使用更大size group 的meta
// if a new group may be allocated, count it toward
// usage in deciding if we can use coarse class.
if (!ctx.active[sc|1] || (!ctx.active[sc|1]->avail_mask
&& !ctx.active[sc|1]->freed_mask))
usage += 3;
if (usage <= 12)
sc |= 1;
g = ctx.active[sc];
}
for (;;) {
mask = g ? g->avail_mask : 0;
first = mask&-mask;
if (!first) break;
if (RDLOCK_IS_EXCLUSIVE || !MT)
g->avail_mask = mask-first;
else if (a_cas(&g->avail_mask, mask, mask-first)!=mask)
continue;
idx = a_ctz_32(first);
goto success;
}
upgradelock();
idx = alloc_slot(sc, n);
/*
如果当前group 不满足就会来到这里:
alloc_slot 从group 中取出对应大小chunk 的idx
这里先从对应sc 的ctx.active[sc] 中找对应的meta的group 有无空闲chunk可以使用
再从队列中其他meta的group 中找
如果队列中其他meta的group 有可利用的chunk,就使用
如果没有就重新分配一个新的group
*/
if (idx < 0) {
unlock();
return 0;
}
g = ctx.active[sc];// 取出 sc 对应active meta
success:
ctr = ctx.mmap_counter;
unlock();
return enframe(g, idx, n, ctr);// 从对应meta 中的group 取出 第idx号chunk n = size
}
!!!! 关键: 一般分配先进入这个循环
for (;;) {
mask = g ? g->avail_mask : 0; //先检查g所指meta是否存在，若存在mask = g->avail_mask
first = mask&-mask; //这里只有mask=0时，first才会为0
if (!first) break; //mask为0，first=0，无可用空闲chunk，跳出循环
if (RDLOCK_IS_EXCLUSIVE || !MT)//如果是排它锁, 那么下面保证成功
g->avail_mask = mask-first;
else if (a_cas(&g->avail_mask, mask, mask-first)!=mask) //成功找到并设置avail_mask之后,continue 后设置idx，然后跳出
continue;
idx = a_ctz_32(first);
goto success;
}
upgradelock();
如果
idx = alloc_slot(sc, n);
alloc_slot
static int alloc_slot(int sc, size_t req)
{ // 尝试从限制active 中找到合适可用的
uint32_t first = try_avail(&ctx.active[sc]);
if (first) return a_ctz_32(first);
// 如果没找到 重新创造一个meta，然后重新分配一个size大小对应sc的group，给这个新分配的meta
struct meta *g = alloc_group(sc, req);
if (!g) return -1;
g->avail_mask--;
queue(&ctx.active[sc], g); //把新meta 加入队列
return 0;
}
try_avail
static uint32_t try_avail(struct meta **pm)
{
struct meta *m = *pm;
uint32_t first;
if (!m) return 0;
uint32_t mask = m->avail_mask;
if (!mask)//mask = m->avail_mask (!mask) 表示没有可用的chunk了
{
if (!m->freed_mask) // if (!m->freed_mask) <=> 没有已经释放的chunk
{
/*
进入这个分支的条件:既没有可用的chunk，也没有被释放还未回收的chunk，即chunk都被使用，且都没被释放
*/
dequeue(pm, m); // freed_mask==avail_mask=0, group 空间已满 让对应的meta 出队
m = *pm;
if (!m) return 0;
}
/*
这里else表示的是:无可用空闲chunk，但是有已经释放的chunk
!!! free释放的chunk 不能马上被复用的 !!!
*/
else
{
/*
进入这个分支的条件:没有可用的chunk，有被释放还未回收的chunk。
有点好奇这里，如果达成这个条件，然后利用指针互写，修改m->next 伪造的meta，是不是就可以制造fake meta 入队的假象
若meta链表中没有，一般meta 的next和prev 都是指向自己
*/
m = m->next;
*pm = m;
}
mask = m->freed_mask;
// 如果这个meta 的group 只含有一个chunk ，且被释放就跳过，
// 或者 这个meta 的group 根本不能被释放 如mmap 的 group last_idx = 0 freeable=1
if (mask == (2u<<m->last_idx)-1 && m->freeable)
{
m = m->next;
*pm = m;
mask = m->freed_mask;
}
// activate more slots in a not-fully-active group
// if needed, but only as a last resort. prefer using
// any other group with free slots. this avoids
// touching & dirtying as-yet-unused pages.
if (!(mask & ((2u<<m->mem->active_idx)-1)))
{
if (m->next != m)
{ // 如果这个meta 后还有meta 就切换到 下一个meta
m = m->next;
*pm = m;
}
else
{
int cnt = m->mem->active_idx + 2;
int size = size_classes[m->sizeclass]*UNIT;
int span = UNIT + size*cnt;
// activate up to next 4k boundary
while ((span^(span+size-1)) < 4096) // 页对齐
{
cnt++;
span += size;
}
if (cnt > m->last_idx+1)
cnt = m->last_idx+1;
m->mem->active_idx = cnt-1;
}
}
mask = activate_group(m);// 这里是给 m的 avail_mask 打上标记
assert(mask);
decay_bounces(m-> sizeclass);
}
first = mask&-mask; // 若 mask%2==0 则first =结果是能整除这个偶数的最大的2的幂 若 mask%2==1 则first永远为1
m->avail_mask = mask-first;
return first;
}
malloc 的流程:
一、判断是否超过size 阈值
- 先检查 申请的chunk的 needed size 是否超过最大申请限制
- 检查申请的needed 是否超过需要mmap 的分配的阈值 超过就用mmap 分配一个group 来给chunk使用
- 若是mmap 则设置各种标记
二、分配chunk
- 若申请的chunk 没超过阈值 就从active 队列找管理对应size大小的meta
- 关于找对应size的meta 这里有两种情况:
-
如果active 对应size的meta 位置上为空，没找到那么尝试先找size更大的meta
-
如果active 对应size的meta位置上有对应的meta，尝试从这个meta中的group找到可用的chunk(这里malloc 那个循环:
for (;;)，
这里不清楚建议看malloc源码分析那里)
- 如果通过循环里，通过meta->avail_mask 判断当前group 中是否有空闲chunk
- 有，就直接修改meta->avail_mask，然后利用enframe(g, idx, n, ctr);// 从对应meta 中的group 取出 第idx号chunk分配
- 无，break 跳出循环
-
跳出循环后执行
idx = alloc_slot(sc, n);alloc_slot有三种分配方式- 使用group中被free的chunk
- 从队列中其他meta的group 中找
- 如果都不行就重新分配一个新的group 对应一个新的meta
-
enframe(g, idx, n, ctr) 取出 对应meta 中对应idx 的chunk
仔细观察分配的过程，我们也可以看出为什么free 的chunk不能立即回收使用，因为有空闲的chunk的时候，分配chunk是直接设置meta->avail_mask
然后直接enframe() 直接从group中取出 chunk即可，不会设置meta->freed
free
源码路径
/src/malloc/mallocng/malloc.c
void free(void *p)
{
if (!p) return;
struct meta *g = get_meta(p);// 通过chunk p 用get_meta得到对应的meta
int idx = get_slot_index(p);// 得到对应chunk的 idx
size_t stride = get_stride(g); // 得到sizeclasses 中对应chunk类型的size
unsigned char *start = g->mem->storage + stride*idx;
unsigned char *end = start + stride - IB;
//*start = g->mem->storage(得到group中第一个chunk地址) + stride*idx(加上对应chunk偏移);
// start 就为对应p(chunk)的起始地址
// end 对应结束地址
get_nominal_size(p, end);//算出真实大小
uint32_t self = 1u<<idx, all = (2u<<g->last_idx)-1;//设置bitmap 标志
((unsigned char *)p)[-3] = 255;
*(uint16_t *)((char *)p-2) = 0;
if (((uintptr_t)(start-1) ^ (uintptr_t)end) >= 2*PGSZ && g->last_idx) {
unsigned char *base = start + (-(uintptr_t)start & (PGSZ-1));
size_t len = (end-base) & -PGSZ;
if (len) madvise(base, len, MADV_FREE);
}
// atomic free without locking if this is neither first or last slot
for (;;) {
uint32_t freed = g->freed_mask;
uint32_t avail = g->avail_mask;
uint32_t mask = freed | avail; // 将释放的chunk 和 现在可用的 chunk 加起来
assert(!(mask&self));
if (!freed || mask+self==all) break;
//!freed 没有被释放的chunk，mask+self==all说明释放了当前chunk所有chunk 都将被回收
// 此group 会被弹出队列
if (!MT)
g->freed_mask = freed+self;// 设置free_mask 表示chunk 被释放
else if (a_cas(&g->freed_mask, freed, freed+self)!=freed)
continue;
return;
}
wrlock();
struct mapinfo mi = nontrivial_free(g, idx);// 含有meta 操作 ，内有unlink 是漏洞利用的关键
unlock();
if (mi.len) munmap(mi.base, mi.len);
}
free 的流程:
free：
通过get_meta(p)得到meta (get_meta 是通过chunk 对应的offset 索引到对应的group 再索引到meta) 下面会详细介绍get_meta
通过get_slot_index(p)得到对应chunk的 idx -> 通过get_nominal_size(p, end) 算出真实大小
重置idx 和 offset idx 被置为0xff 标记chunk
修改freed_mask 标记chunk被释放
最后调用nontrivial_free 完成关于meta一些剩余操作 (注意进入nontrivial_free 是在for循环外 还未设置)
细节:!!!
释放chunk的时候，先只会修改freed_mask,不会修改avail_mask，说明chunk 在释放后，不会立即被复用
注意进入nontrivial_free 是在for循环外 还未设置freed_mask 跳出循环的条件是 if (!freed || mask+self==all) break;
free 中chunk 的起始位置可以通过 chunk的idx 定位
get_meta
static inline struct meta *get_meta(const unsigned char *p)
{
assert(!((uintptr_t)p & 15));
int offset = *(const uint16_t *)(p - 2);// 得到chunk offset
int index = p[-3] & 31;;// 得到chunk idx
if (p[-4]) {
assert(!offset);
offset = *(uint32_t *)(p - 8);
assert(offset > 0xffff);
}
const struct group *base = (const void *)(p - UNIT*offset - UNIT);// 通过offset 和chunk 地址计算出group地址
const struct meta *meta = base->meta;// 从group 得到 meta 地址
assert(meta->mem == base);// 检查meta 是否指向对应的group
assert(index <= meta->last_idx);// 检查chunk idx 是否超过 meta 最大chunk 容量
assert(!(meta->avail_mask & (1u<<index)));
assert(!(meta->freed_mask & (1u<<index)));
const struct meta_area *area = (void *)((uintptr_t)meta & -4096);// 得到meta_area 地址
assert(area->check == ctx.secret);// 检查 check 校验值
if (meta->sizeclass < 48) { // 如果属于 sizeclasses 管理的chunk 大小
assert(offset >= size_classes[meta->sizeclass]*index);
assert(offset < size_classes[meta->sizeclass]*(index+1));
} else {
assert(meta->sizeclass == 63);
}
if (meta->maplen) {
assert(offset <= meta->maplen*4096UL/UNIT - 1);
}
return (struct meta *)meta;
}
nontrivial_free
关于nontrivial_free()函数很重要 ，这里尽量详细说明
static struct mapinfo nontrivial_free(struct meta *g, int i)// i = idx
{
uint32_t self = 1u<<i;
int sc = g->sizeclass;
uint32_t mask = g->freed_mask | g->avail_mask;//mask=已经被free的chunk +可使用的chunk
if (mask+self == (2u<<g->last_idx)-1 && okay_to_free(g))
{ /*
如果 mask+self == (2u<<g->last_idx)-1 代表此meta中group里的chunk 都被释放 或者 都被用了
(2u<<g->last_idx)-1 计算出的值化成二进制，其中每位含义类似于bitmap，如果每位为1表每位要不是被free 不然就是被
okay_to_free 检测是否可以被释放
*/
if (g->next)
{ // 如果队列中 有下一个meta
assert(sc < 48);// 检测 sc 是不是mmap 分配的
// 检测当前meta g 和 队列里的active[sc] meta 是否一样，一样则activate_new赋值为1
int activate_new = (ctx.active[sc]==g);
dequeue(&ctx.active[sc], g);// 当前meta 出队
// 在出队操作后 ,ctx.active[sc]==meta ->next 是指的刚刚出队meta 的下一个meta
if (activate_new && ctx.active[sc])
activate_group(ctx.active[sc]);//如果有下一个meta 直接激活 然后修改avail_mask 标志位
}
return free_group(g);
}
else if (!mask)
{// mask==0 group chunk 空间已被完全使用
assert(sc < 48);
// might still be active if there were no allocations
// after last available slot was taken.
if (ctx.active[sc] != g) {// 如果 g 未被加入 队列ctx.ative[sc]
queue(&ctx.active[sc], g);// 把g 加入队列
}
}
a_or(&g->freed_mask, self);// 修改对应 的freed_mask 标志 ，表示着对应的chunk 已被释放
return (struct mapinfo){ 0 };
}
static inline void dequeue(struct meta **phead, struct meta *m)
{
if (m->next != m) {
m->prev->next = m->next; // 这里存在指针互写 在 prev 所指地址上 写入next 指针
m->next->prev = m->prev; // 在next 所指地址上 写入prev 指针
if (*phead == m) *phead = m->next;// 队列头如果为m 那就更新为m->next
} else {
*phead = 0;
}
m->prev = m->next = 0; // 清理m(meta)的头尾指针
}
dequeue 触发条件
self = 1 << idx
下面是几种简单的触发情况
1.avail_mask 表示只有一个chunk 被使用 ,freed_mask=0，而free 刚好要free 一个chunk
满足 okay_to_free() 条件 就可以进入dequeue 进行出队操作
如add(1,0x20) 再free(1) 就会使得meta 被回收
2.avail_mask=0, freed_mask 表示只有 1个 chunk 没被 释放，这时释放的chunk 就应该是那最后一个chunk
如下面情况 avail_mask ==0 free_mask=63=00111111 last_idx = 6
已经释放6 个chunk 还有最后一个chunk没被释放 在释放最后一个chunk 时会触发dequeue使得对应meta出队
3.如果发现这个group中所有的chunk要么被free, 要么是可用的, 那么就会回收掉这个group，调用dequeue从队列中出队
0x02 CTF 中musl题利用
一般有如下几种利用方法，核心原理都是构造假的chunk 索引到假的group 从而所引导假的meta
或覆盖group 中指向meta 的指针 覆盖为假的meta ，然后使得假的meta dequeue 最终实现unlink
(构造fake_meta 需要先泄露 secret 校验值)
dequeue 的两种流程
一、
通过构造假的meta 满足各种条件 通过以下流程
free()->nontrivial_free()->dequeue
这里通过free 到 dequeue
二、
通过realloc 里也带有free
realloc()->free(old)->nontrivial_free()->dequeue
伪造meta后控制程序流的方法
注意: musl 是没有malloc_hook和 free_hook 这种一般的hook 位
且musl 程序的IO_FILE 结构体格式和libc 不一样 没有IO_jump_t的vtable
但是存在read，write，seek，close 四个函数指针
讲一下思路
- 伪造meta 后满足各种条件 使得其进入dequeue 通过unlink,构造prev,next 实现任意地址指针互写
通过任意地址互写指针，向stdout_used 写入我们伪造的fake_stdout地址， 通过IO_FILE 劫持程序执行流
到我们布置好的fake_stdout 上，可以找IO_FILE 里的一些函数exit puts在fake_stdout上布置rop_chain然后通过栈迁移的gadget 利用FSOP 劫持程序到布置的fake_stdout上
- 第二种方式更麻烦 也是伪造fake_meta 也是任意地址指针互写，先进行布局使得 fake_meta dequeue 实现unlink，
在利用指针互写 修改fake_meta 中的mem(mem 就是group 区域) ，把mem 修改为我们想要的地址，
然后让fake_meta 通过queue 入队，可以实现任意地址分配的，然后同样是打 IO_FILE 通过修改stdout stdin 和stderr 结构体 劫持程序流
0x03 补充:
前面提到过
- 第一种:如果一个group 中所有的chunk 都已经被使用，且没有free掉的chunk
- 第二种:group 中的chunk 当free掉最后一个chunk，都处于freed的状态
处于这两种状态的group 对应的meta 会被dequeue 出队
- 第一种状态，在malloc 时候触发dequeue ，当前meta出队
/*
/src/malloc/mallocng/malloc.c
*/
static uint32_t try_avail(struct meta **pm)
{
struct meta *m = *pm;
uint32_t first;
if (!m) return 0;
uint32_t mask = m->avail_mask;
if (!mask)
{ //这里如果mask==0，含义就是group中的chunk已被全部使用，没有空闲了
if (!m) return 0;
if (!m->freed_mask)//并且没有已经释放的chunk
{
dequeue(pm, m);//直接让这个meta 出队，因为group已经没有可用空间了
m = *pm;
if (!m) return 0;
}
else {
m = m->next;
*pm = m;
}
....
}
.....
}
- 第二种状态在free时候，在nontrivial_free()中触发dequeue ，当前meta 出队，不被使用
static struct mapinfo nontrivial_free(struct meta *g, int i)// i = idx
{
uint32_t self = 1u<<i;
int sc = g->sizeclass;
uint32_t mask = g->freed_mask | g->avail_mask;//mask=已经被free的chunk +可使用的chunk
if (mask+self == (2u<<g->last_idx)-1 && okay_to_free(g))
{ /*
如果 mask+self == (2u<<g->last_idx)-1 代表此meta中group里的chunk 都被释放 或者 都被用了
(2u<<g->last_idx)-1 计算出的值化成二进制，其中每位含义类似于bitmap，如果每位为1表每位要不是被free 不然就是被
okay_to_free 检测是否可以被释放
*/
if (g->next)
{ // 如果队列中 有下一个meta
assert(sc < 48);// 检测 sc 是不是mmap 分配的
// 检测当前meta g 和 队列里的active[sc] meta 是否一样，一样则activate_new赋值为1
int activate_new = (ctx.active[sc]==g);
dequeue(&ctx.active[sc], g);// 当前meta 出队
// 在出队操作后 ,ctx.active[sc]==meta ->next 是指的刚刚出队meta 的下一个meta
if (activate_new && ctx.active[sc])
activate_group(ctx.active[sc]);//如果有下一个meta 直接激活 然后修改avail_mask 标志位
}
return free_group(g);
}
}
一些特殊的地方:
- 若：group 中chunk都被使用了，只有一个被free的chunk, 在再次malloc 申请相同size chunk时:
- 调用流程:malloc() --> alloc_slot() --> try_avail()
- try_avail() 清除当前meta freed bit位，但不能立即复用，所以此时已经无可用chunk
-
alloc_slot() 重新申请一个group(通过
alloc_group申请新group)对应一个新的meta1，然后把这个新的meta queue 入队 -
meta 结构体有prev，next 指针。同一size的chunk 对应同一类meta。再queue 后，同一类meta被链接，实际上是个链表结构
若：当前meta 对应group 中无可用chunk，则在alloc_slot 中，会在链表上的寻找下一个meta的group中是否有可用的chunk
