Libc Heap

Heap Basics

堆基本上是程序在请求数据时存储数据的地方，调用像 malloc、calloc... 这样的函数。此外，当这些内存不再需要时，可以通过调用 free 函数将其释放。

如图所示，它位于二进制文件加载到内存后的地方（查看 [heap] 部分）：

Basic Chunk Allocation

当请求将某些数据存储在堆中时，会为其分配堆的一部分空间。该空间将属于一个 bin，只有请求的数据 + bin 头的空间 + 最小 bin 大小偏移量将为该块保留。目标是尽可能少地保留内存，而不使查找每个块的位置变得复杂。为此，使用元数据块信息来知道每个已用/空闲块的位置。

根据使用的 bin，有不同的方法来保留空间，但一般的方法如下：

• 程序开始请求一定量的内存。

• 如果在块列表中有足够大的可用块来满足请求，则将使用该块。

• 这甚至可能意味着可用块的一部分将用于此请求，其余部分将添加到块列表中。

• 如果列表中没有可用块，但已分配的堆内存中仍有空间，堆管理器将创建一个新块。

• 如果没有足够的堆空间来分配新块，堆管理器会请求内核扩展分配给堆的内存，然后使用这块内存生成新块。

• 如果一切都失败，malloc 返回 null。

请注意，如果请求的 内存超过阈值，将使用 mmap 来映射请求的内存。

Arenas

在 多线程 应用程序中，堆管理器必须防止可能导致崩溃的 竞争条件。最初，这是通过使用 全局互斥锁 来确保一次只有一个线程可以访问堆，但这导致了由于互斥锁引起的瓶颈而产生的 性能问题。

为了解决这个问题，ptmalloc2 堆分配器引入了“区域”，每个区域作为一个 独立的堆，具有 自己的 数据 结构 和 互斥锁，允许多个线程在不相互干扰的情况下执行堆操作，只要它们使用不同的区域。

默认的“主”区域处理单线程应用程序的堆操作。当 新线程 被添加时，堆管理器为它们分配 次要区域 以减少争用。它首先尝试将每个新线程附加到未使用的区域，如果需要则创建新的区域，最多达到 32 位系统 CPU 核心数量的 2 倍和 64 位系统的 8 倍。一旦达到限制，线程必须共享区域，这可能导致争用。

与使用 brk 系统调用扩展的主区域不同，次要区域使用 mmap 和 mprotect 创建“子堆”，以模拟堆行为，从而在管理多线程操作的内存时提供灵活性。

Subheaps

子堆作为多线程应用程序中次要区域的内存储备，允许它们独立于主堆增长和管理自己的堆区域。以下是子堆与初始堆的不同之处及其操作方式：

1. 初始堆与子堆：

• 初始堆位于程序的二进制文件后面，并通过 sbrk 系统调用扩展。

• 子堆由次要区域使用，通过 mmap 创建，这是一个映射指定内存区域的系统调用。

1. 使用 mmap 进行内存保留：

• 当堆管理器创建子堆时，它通过 mmap 保留一大块内存。此保留不会立即分配内存；它只是指定一个其他系统进程或分配不应使用的区域。

• 默认情况下，子堆的保留大小为 32 位进程的 1 MB 和 64 位进程的 64 MB。

1. 使用 mprotect 逐步扩展：

• 保留的内存区域最初标记为 PROT_NONE，表示内核尚不需要为此空间分配物理内存。

• 为了“增长”子堆，堆管理器使用 mprotect 将页面权限从 PROT_NONE 更改为 PROT_READ | PROT_WRITE，提示内核为先前保留的地址分配物理内存。这种逐步的方法允许子堆根据需要扩展。

• 一旦整个子堆耗尽，堆管理器将创建一个新的子堆以继续分配。

heap_info

此结构分配堆的相关信息。此外，堆内存在更多分配后可能不连续，此结构还将存储该信息。

// From https://github.com/bminor/glibc/blob/a07e000e82cb71238259e674529c37c12dc7d423/malloc/arena.c#L837

typedef struct _heap_info
{
mstate ar_ptr; /* Arena for this heap. */
struct _heap_info *prev; /* Previous heap. */
size_t size;   /* Current size in bytes. */
size_t mprotect_size; /* Size in bytes that has been mprotected
PROT_READ|PROT_WRITE.  */
size_t pagesize; /* Page size used when allocating the arena.  */
/* Make sure the following data is properly aligned, particularly
that sizeof (heap_info) + 2 * SIZE_SZ is a multiple of
MALLOC_ALIGNMENT. */
char pad[-3 * SIZE_SZ & MALLOC_ALIGN_MASK];
} heap_info;

malloc_state

每个堆（主区域或其他线程区域）都有一个**malloc_state结构。 需要注意的是，主区域的malloc_state结构是libc中的全局变量（因此位于libc内存空间中）。 在线程的堆的malloc_state结构中，它们位于各自线程的“堆”内部**。

从这个结构中有一些有趣的事情需要注意（见下面的C代码）：

• __libc_lock_define (, mutex); 是为了确保这个堆的结构一次只能被一个线程访问

• 标志：

#define NONCONTIGUOUS_BIT (2U)

#define contiguous(M) (((M)->flags & NONCONTIGUOUS_BIT) == 0) #define noncontiguous(M) (((M)->flags & NONCONTIGUOUS_BIT) != 0) #define set_noncontiguous(M) ((M)->flags |= NONCONTIGUOUS_BIT) #define set_contiguous(M) ((M)->flags &= ~NONCONTIGUOUS_BIT)

* `mchunkptr bins[NBINS * 2 - 2];` 包含指向**小型、大型和未排序的** **bins**的**第一个和最后一个块**的**指针**（-2是因为索引0未使用）
* 因此，这些bins的**第一个块**将有一个**指向此结构的反向指针**，而这些bins的**最后一个块**将有一个**指向此结构的前向指针**。这基本上意味着，如果你能**泄漏主区域中的这些地址**，你将获得指向**libc**中结构的指针。
* 结构`struct malloc_state *next;`和`struct malloc_state *next_free;`是区域的链表
* `top`块是最后一个“块”，基本上是**所有堆剩余空间**。一旦顶块“空”，堆就完全使用，需要请求更多空间。
* `last reminder`块来自于没有可用的精确大小块的情况，因此一个更大的块被拆分，剩余部分的指针放在这里。
```c
// From https://github.com/bminor/glibc/blob/a07e000e82cb71238259e674529c37c12dc7d423/malloc/malloc.c#L1812

struct malloc_state
{
/* Serialize access.  */
__libc_lock_define (, mutex);

/* Flags (formerly in max_fast).  */
int flags;

/* Set if the fastbin chunks contain recently inserted free blocks.  */
/* Note this is a bool but not all targets support atomics on booleans.  */
int have_fastchunks;

/* Fastbins */
mfastbinptr fastbinsY[NFASTBINS];

/* Base of the topmost chunk -- not otherwise kept in a bin */
mchunkptr top;

/* The remainder from the most recent split of a small request */
mchunkptr last_remainder;

/* Normal bins packed as described above */
mchunkptr bins[NBINS * 2 - 2];

/* Bitmap of bins */
unsigned int binmap[BINMAPSIZE];

/* Linked list */
struct malloc_state *next;

/* Linked list for free arenas.  Access to this field is serialized
by free_list_lock in arena.c.  */
struct malloc_state *next_free;

/* Number of threads attached to this arena.  0 if the arena is on
the free list.  Access to this field is serialized by
free_list_lock in arena.c.  */
INTERNAL_SIZE_T attached_threads;

/* Memory allocated from the system in this arena.  */
INTERNAL_SIZE_T system_mem;
INTERNAL_SIZE_T max_system_mem;
};

malloc_chunk

该结构表示特定的内存块。不同字段对已分配和未分配的内存块具有不同的含义。

// https://github.com/bminor/glibc/blob/master/malloc/malloc.c
struct malloc_chunk {
INTERNAL_SIZE_T      mchunk_prev_size;  /* Size of previous chunk, if it is free. */
INTERNAL_SIZE_T      mchunk_size;       /* Size in bytes, including overhead. */
struct malloc_chunk* fd;                /* double links -- used only if this chunk is free. */
struct malloc_chunk* bk;
/* Only used for large blocks: pointer to next larger size.  */
struct malloc_chunk* fd_nextsize; /* double links -- used only if this chunk is free. */
struct malloc_chunk* bk_nextsize;
};

typedef struct malloc_chunk* mchunkptr;

如前所述，这些块也有一些元数据，在此图中很好地表示出来：

https://azeria-labs.com/wp-content/uploads/2019/03/chunk-allocated-CS.png

元数据通常是0x08B，使用最后3位表示当前块大小：

• A：如果为1，则来自子堆；如果为0，则在主区域中

• M：如果为1，则该块是使用mmap分配的空间的一部分，而不是堆的一部分

• P：如果为1，则前一个块正在使用中

然后是用户数据的空间，最后是0x08B，用于指示块可用时的前一个块大小（或在分配时存储用户数据）。

此外，当可用时，用户数据还用于包含一些数据：

• fd：指向下一个块的指针

• bk：指向前一个块的指针

• fd_nextsize：指向列表中第一个小于自身的块的指针

• bk_nextsize：指向列表中第一个大于自身的块的指针

https://azeria-labs.com/wp-content/uploads/2019/03/chunk-allocated-CS.png

注意以这种方式链接列表可以避免需要一个数组来注册每一个块。

块指针

当使用malloc时，会返回一个可以写入的内容的指针（就在头部之后），然而，在管理块时，需要一个指向头部（元数据）开始的指针。 为这些转换使用这些函数：

// https://github.com/bminor/glibc/blob/master/malloc/malloc.c

/* Convert a chunk address to a user mem pointer without correcting the tag.  */
#define chunk2mem(p) ((void*)((char*)(p) + CHUNK_HDR_SZ))

/* Convert a user mem pointer to a chunk address and extract the right tag.  */
#define mem2chunk(mem) ((mchunkptr)tag_at (((char*)(mem) - CHUNK_HDR_SZ)))

/* The smallest possible chunk */
#define MIN_CHUNK_SIZE        (offsetof(struct malloc_chunk, fd_nextsize))

/* The smallest size we can malloc is an aligned minimal chunk */

#define MINSIZE  \
(unsigned long)(((MIN_CHUNK_SIZE+MALLOC_ALIGN_MASK) & ~MALLOC_ALIGN_MASK))

对齐和最小大小

指向块的指针和 0x0f 必须为 0。

// From https://github.com/bminor/glibc/blob/a07e000e82cb71238259e674529c37c12dc7d423/sysdeps/generic/malloc-size.h#L61
#define MALLOC_ALIGN_MASK (MALLOC_ALIGNMENT - 1)

// https://github.com/bminor/glibc/blob/a07e000e82cb71238259e674529c37c12dc7d423/sysdeps/i386/malloc-alignment.h
#define MALLOC_ALIGNMENT 16


// https://github.com/bminor/glibc/blob/master/malloc/malloc.c
/* Check if m has acceptable alignment */
#define aligned_OK(m)  (((unsigned long)(m) & MALLOC_ALIGN_MASK) == 0)

#define misaligned_chunk(p) \
((uintptr_t)(MALLOC_ALIGNMENT == CHUNK_HDR_SZ ? (p) : chunk2mem (p)) \
& MALLOC_ALIGN_MASK)


/* pad request bytes into a usable size -- internal version */
/* Note: This must be a macro that evaluates to a compile time constant
if passed a literal constant.  */
#define request2size(req)                                         \
(((req) + SIZE_SZ + MALLOC_ALIGN_MASK < MINSIZE)  ?             \
MINSIZE :                                                      \
((req) + SIZE_SZ + MALLOC_ALIGN_MASK) & ~MALLOC_ALIGN_MASK)

/* Check if REQ overflows when padded and aligned and if the resulting
value is less than PTRDIFF_T.  Returns the requested size or
MINSIZE in case the value is less than MINSIZE, or 0 if any of the
previous checks fail.  */
static inline size_t
checked_request2size (size_t req) __nonnull (1)
{
if (__glibc_unlikely (req > PTRDIFF_MAX))
return 0;

/* When using tagged memory, we cannot share the end of the user
block with the header for the next chunk, so ensure that we
allocate blocks that are rounded up to the granule size.  Take
care not to overflow from close to MAX_SIZE_T to a small
number.  Ideally, this would be part of request2size(), but that
must be a macro that produces a compile time constant if passed
a constant literal.  */
if (__glibc_unlikely (mtag_enabled))
{
/* Ensure this is not evaluated if !mtag_enabled, see gcc PR 99551.  */
asm ("");

req = (req + (__MTAG_GRANULE_SIZE - 1)) &
~(size_t)(__MTAG_GRANULE_SIZE - 1);
}

return request2size (req);
}

注意，在计算所需的总空间时，仅添加 SIZE_SZ 1 次，因为 prev_size 字段可以用来存储数据，因此只需要初始头部。

获取块数据并更改元数据

这些函数通过接收指向块的指针来工作，并且对于检查/设置元数据非常有用：

• 检查块标志

// From https://github.com/bminor/glibc/blob/master/malloc/malloc.c


/* size field is or'ed with PREV_INUSE when previous adjacent chunk in use */
#define PREV_INUSE 0x1

/* extract inuse bit of previous chunk */
#define prev_inuse(p)       ((p)->mchunk_size & PREV_INUSE)


/* size field is or'ed with IS_MMAPPED if the chunk was obtained with mmap() */
#define IS_MMAPPED 0x2

/* check for mmap()'ed chunk */
#define chunk_is_mmapped(p) ((p)->mchunk_size & IS_MMAPPED)


/* size field is or'ed with NON_MAIN_ARENA if the chunk was obtained
from a non-main arena.  This is only set immediately before handing
the chunk to the user, if necessary.  */
#define NON_MAIN_ARENA 0x4

/* Check for chunk from main arena.  */
#define chunk_main_arena(p) (((p)->mchunk_size & NON_MAIN_ARENA) == 0)

/* Mark a chunk as not being on the main arena.  */
#define set_non_main_arena(p) ((p)->mchunk_size |= NON_MAIN_ARENA)

• 大小和指向其他块的指针

/*
Bits to mask off when extracting size

Note: IS_MMAPPED is intentionally not masked off from size field in
macros for which mmapped chunks should never be seen. This should
cause helpful core dumps to occur if it is tried by accident by
people extending or adapting this malloc.
*/
#define SIZE_BITS (PREV_INUSE | IS_MMAPPED | NON_MAIN_ARENA)

/* Get size, ignoring use bits */
#define chunksize(p) (chunksize_nomask (p) & ~(SIZE_BITS))

/* Like chunksize, but do not mask SIZE_BITS.  */
#define chunksize_nomask(p)         ((p)->mchunk_size)

/* Ptr to next physical malloc_chunk. */
#define next_chunk(p) ((mchunkptr) (((char *) (p)) + chunksize (p)))

/* Size of the chunk below P.  Only valid if !prev_inuse (P).  */
#define prev_size(p) ((p)->mchunk_prev_size)

/* Set the size of the chunk below P.  Only valid if !prev_inuse (P).  */
#define set_prev_size(p, sz) ((p)->mchunk_prev_size = (sz))

/* Ptr to previous physical malloc_chunk.  Only valid if !prev_inuse (P).  */
#define prev_chunk(p) ((mchunkptr) (((char *) (p)) - prev_size (p)))

/* Treat space at ptr + offset as a chunk */
#define chunk_at_offset(p, s)  ((mchunkptr) (((char *) (p)) + (s)))

• 保险位

/* extract p's inuse bit */
#define inuse(p)							      \
((((mchunkptr) (((char *) (p)) + chunksize (p)))->mchunk_size) & PREV_INUSE)

/* set/clear chunk as being inuse without otherwise disturbing */
#define set_inuse(p)							      \
((mchunkptr) (((char *) (p)) + chunksize (p)))->mchunk_size |= PREV_INUSE

#define clear_inuse(p)							      \
((mchunkptr) (((char *) (p)) + chunksize (p)))->mchunk_size &= ~(PREV_INUSE)


/* check/set/clear inuse bits in known places */
#define inuse_bit_at_offset(p, s)					      \
(((mchunkptr) (((char *) (p)) + (s)))->mchunk_size & PREV_INUSE)

#define set_inuse_bit_at_offset(p, s)					      \
(((mchunkptr) (((char *) (p)) + (s)))->mchunk_size |= PREV_INUSE)

#define clear_inuse_bit_at_offset(p, s)					      \
(((mchunkptr) (((char *) (p)) + (s)))->mchunk_size &= ~(PREV_INUSE))

• 设置头部和底部（当使用块编号时）

/* Set size at head, without disturbing its use bit */
#define set_head_size(p, s)  ((p)->mchunk_size = (((p)->mchunk_size & SIZE_BITS) | (s)))

/* Set size/use field */
#define set_head(p, s)       ((p)->mchunk_size = (s))

/* Set size at footer (only when chunk is not in use) */
#define set_foot(p, s)       (((mchunkptr) ((char *) (p) + (s)))->mchunk_prev_size = (s))

• 获取块内实际可用数据的大小

#pragma GCC poison mchunk_size
#pragma GCC poison mchunk_prev_size

/* This is the size of the real usable data in the chunk.  Not valid for
dumped heap chunks.  */
#define memsize(p)                                                    \
(__MTAG_GRANULE_SIZE > SIZE_SZ && __glibc_unlikely (mtag_enabled) ? \
chunksize (p) - CHUNK_HDR_SZ :                                    \
chunksize (p) - CHUNK_HDR_SZ + (chunk_is_mmapped (p) ? 0 : SIZE_SZ))

/* If memory tagging is enabled the layout changes to accommodate the granule
size, this is wasteful for small allocations so not done by default.
Both the chunk header and user data has to be granule aligned.  */
_Static_assert (__MTAG_GRANULE_SIZE <= CHUNK_HDR_SZ,
"memory tagging is not supported with large granule.");

static __always_inline void *
tag_new_usable (void *ptr)
{
if (__glibc_unlikely (mtag_enabled) && ptr)
{
mchunkptr cp = mem2chunk(ptr);
ptr = __libc_mtag_tag_region (__libc_mtag_new_tag (ptr), memsize (cp));
}
return ptr;
}

示例

快速堆示例

来自 https://guyinatuxedo.github.io/25-heap/index.html 的快速堆示例，但在 arm64：

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <string.h>

void main(void)
{
char *ptr;
ptr = malloc(0x10);
strcpy(ptr, "panda");
}

在主函数结束时设置一个断点，让我们找出信息存储的位置：

可以看到字符串 panda 存储在 0xaaaaaaac12a0（这是 malloc 在 x0 中给出的地址）。检查 0x10 字节之前，可以看到 0x0 表示 前一个块未使用（长度为 0），而该块的长度为 0x21。

保留的额外空间（0x21-0x10=0x11）来自 添加的头部（0x10），而 0x1 并不意味着它保留了 0x21B，而是当前头部长度的最后 3 位具有一些特殊含义。由于长度始终是 16 字节对齐的（在 64 位机器上），这些位实际上永远不会被长度数字使用。

0x1:     Previous in Use     - Specifies that the chunk before it in memory is in use
0x2:     Is MMAPPED          - Specifies that the chunk was obtained with mmap()
0x4:     Non Main Arena      - Specifies that the chunk was obtained from outside of the main arena

多线程示例

多线程

```c #include #include #include #include #include

void* threadFuncMalloc(void* arg) { printf("Hello from thread 1\n"); char* addr = (char*) malloc(1000); printf("After malloc and before free in thread 1\n"); free(addr); printf("After free in thread 1\n"); }

void* threadFuncNoMalloc(void* arg) { printf("Hello from thread 2\n"); }

int main() { pthread_t t1; void* s; int ret; char* addr;

printf("Before creating thread 1\n"); getchar(); ret = pthread_create(&t1, NULL, threadFuncMalloc, NULL); getchar();

printf("Before creating thread 2\n"); ret = pthread_create(&t1, NULL, threadFuncNoMalloc, NULL);

printf("Before exit\n"); getchar();

return 0; }

</details>

调试前面的示例可以看到，开始时只有 1 个 arena：

<figure><img src="../../.gitbook/assets/image (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1).png" alt=""><figcaption></figcaption></figure>

然后，在调用第一个线程后，即调用 malloc 的线程，创建了一个新的 arena：

<figure><img src="../../.gitbook/assets/image (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1) (1).png" alt=""><figcaption></figcaption></figure>

在其中可以找到一些 chunks：

<figure><img src="../../.gitbook/assets/image (2) (1) (1) (1) (1) (1).png" alt=""><figcaption></figcaption></figure>

## Bins & Memory Allocations/Frees

检查 bins 是什么，它们是如何组织的，以及内存是如何分配和释放的：

<div data-gb-custom-block data-tag="content-ref" data-url='bins-and-memory-allocations.md'>

[bins-and-memory-allocations.md](bins-and-memory-allocations.md)

</div>

## Heap Functions Security Checks

涉及堆的函数在执行其操作之前会进行某些检查，以确保堆没有被破坏：

<div data-gb-custom-block data-tag="content-ref" data-url='heap-memory-functions/heap-functions-security-checks.md'>

[heap-functions-security-checks.md](heap-memory-functions/heap-functions-security-checks.md)

</div>

## References

* [https://azeria-labs.com/heap-exploitation-part-1-understanding-the-glibc-heap-implementation/](https://azeria-labs.com/heap-exploitation-part-1-understanding-the-glibc-heap-implementation/)
* [https://azeria-labs.com/heap-exploitation-part-2-glibc-heap-free-bins/](https://azeria-labs.com/heap-exploitation-part-2-glibc-heap-free-bins/)