how2heap是一个开源的堆漏洞系列教程,这里简单的总结一下。后续会把一些漏洞详细的利用过程写成博客。

原地址：https://github.com/shellphish/how2heap

• a = malloc(512) = 0x2490010

• b = malloc(256) = 0x2490220

• free(a)

• c = malloc(500) = 0x2490010

• a = malloc(8) = 0x7a8010

• b = malloc(8) = 0x7a8030

• c = malloc(8) = 0x7a8050

• free(a)

• free(b)

• free(a)

• d = malloc(8) = 0x7a8010

• e = malloc(8) = 0x7a8030

• f = malloc(8) = 0x7a8010

• unsigned long long stack_var = 0x20

• a = malloc(8);b = malloc(8);c = malloc(8)

• free(a);free(b);free(a)

• d = malloc(8);malloc(8)

• d = (unsigned long long) (((char)&stack_var) - 8)

• malloc(8)

• malloc(8) == ((char*)&stack_var) + 8

• a = malloc(0x40) = 0x1b69010

• b = malloc(0x40) = 0x1b69060

• free(a)

• c = malloc(0x400)//申请large bin的时候已经执行了malloc_consolidate

• free(a)//并不会报错，这个时候a已经被放到了unsorted bin之中

• malloc(0x40) = 0x1b69010;malloc(0x40) = 0x1b69010

• (P->fd->bk != P || P->bk->fd != P) = False

• fd = ptr - size*3

• bk = ptr - size*2

• (chunksize(P) != prev_size (next_chunk(P)) == False

• 修改对应的prev_inuse和prev_size

• unlink执行之后

• ptr = ptr - size*3
  

• ptr[3]可以修改ptr指向的内容

• 想要控制的目标区域前面一段和后面一段都是可控区域。

• 存在可覆盖的堆指针

• 伪造堆块，在可控区域1和2中构造数据，将目标区域伪造成一个fast chunk。

• 覆盖堆指针指向伪造的fast chun。

• 释放伪造的fast chunk到fastbin单链表中。

• 申请刚刚释放的chunk，使得可以向目标区域中写入数据。

• 分配三个稍大的chunk

• a = (uint8_t*) malloc(0x100)

• b = (uint8_t*) malloc(0x200)

• c = (uint8_t*) malloc(0x100)

• 在free(b)之前伪造一个假的下个chunk的prev_size，即(((uint64_t )c) - 2 -2) = b.size & (~0xff)，以此绕过再次分配的chunksize(P) != prev_size (next_chunk(P))

• (size_t)(b+0x1f0) = 0x200

• free(b)

• 触发漏洞

• a[0x108] = 0

• 分配两个较小的chunk

• b1 = malloc(0x100)

• b2 = malloc(0x80)

• 依次free，因为c的prev_size没有更新，造成合并

• free(b1)

• free(c)

• 再次分配大小覆盖b2的chunk，可对b2任意写

• d = malloc(0x300)

• d == b

• 需要控制small bin chunk的bk指针

• 控制指定位置的chunk的fd指针

• 修改small bin中chunk的bk指针指向fake chunk
• 令fake chunk的fd指向small bin中的chunk//绕过检查
• fake chunk不能是small bin的最后一个chunk//绕过检查
• free(small bin chunk)
• malloc(size);malloc(size)//最后一次返回的是我们构造的fake chunk

• p1 = malloc(0x100 - 8);p2 = malloc(0x100 - 8);p3 = malloc(0x100 - 8)
  

• free(p2);p2->unsorted bin

• 通过溢出修改chunk p2的size

• p4 = malloc(0x180)//p2和p3被一起分配出来了

• 可以对p4进行操作，顺便写了p3，也可以通过修改p3来修改p4的内容

• p1 = malloc(1000);p2 = malloc(1000);p3 = malloc(1000);p4 = malloc(1000);p5 = malloc(1000)

• free(p4)//因为p5的存在所以p4在free之后不会被合并入top chunk

• p2.size = p2.size + p3.size + prev_inuse//修改p2的size大小

• free(p2)

• p6 = malloc(2000);p6 == p2

• 能够以溢出等方式修改top chunk的size域

• 自由控制堆分配的大小

• malloc(100)//随便分配一个chunk

• 使用溢出修改top chunk的size为一个大数//不会去调用mmap

• malloc(size)//size=目标地址减去 top chunk 地址，再减去 chunk 头的大小

• p = malloc(100); p == 目标地址

• victim = malloc(0x100);p1 = malloc(100);free(victim)//p1防止victim和top chunk合并

• 在栈上fake一个chunk,bk指向自身

• 通过溢出漏洞修改victim的bk指向fake chunk

• 下一次malloc就会遍历unsortedbin从而找到fake chunk.fake chunk的fd指针被修改成了unsortedbin的地址，可以泄露libc地址。

• p1 = malloc(0x100);p2 = malloc(0x100);free(p1)

• 利用溢出修改怕p1的bk为目标地址-2，相当于在目标地址有一个fake free chunk

• 此时malloc系统就会循着bk去找fake chunk

• a = malloc(0x38);b = malloc(0xf8

• fake一个chunk

• 使b的PREV_INUSE = 0,prev_size = b - addr(fake_chunk) - sizeof(size_t)*2

• 使fake_chunk的size=prev_size

• free(b)//这个时候PREV_IN_USE为0,unlink会根据prev_size去找上一个free chunk并合并.这个时候top chunk->fake_chunk

• 这个时候malloc的话返回的将是fake chunk的位置

关于我

blog：https://0x2l.github.io/