Libc Heap

Heap Basics

हीप मूल रूप से वह स्थान है जहाँ एक प्रोग्राम डेटा को स्टोर कर सकेगा जब वह डेटा को malloc, calloc... जैसी फ़ंक्शंस को कॉल करके अनुरोध करता है। इसके अलावा, जब इस मेमोरी की अब आवश्यकता नहीं होती है, तो इसे free फ़ंक्शन को कॉल करके उपलब्ध कराया जाता है।

जैसा कि दिखाया गया है, यह मेमोरी में बाइनरी लोड होने के ठीक बाद है (चेक करें [heap] सेक्शन):

Basic Chunk Allocation

जब कुछ डेटा को हीप में स्टोर करने के लिए अनुरोध किया जाता है, तो इसके लिए हीप का कुछ स्थान आवंटित किया जाता है। यह स्थान एक बिन का होगा और केवल अनुरोधित डेटा + बिन हेडर का स्थान + न्यूनतम बिन आकार ऑफसेट के लिए चंक आरक्षित किया जाएगा। लक्ष्य यह है कि प्रत्येक चंक को खोजने में जटिलता न बढ़ाते हुए न्यूनतम मेमोरी आरक्षित की जाए। इसके लिए, मेटाडेटा चंक जानकारी का उपयोग किया जाता है ताकि यह पता चल सके कि प्रत्येक उपयोग किए गए/फ्री चंक कहाँ है।

स्थान आरक्षित करने के विभिन्न तरीके हैं, मुख्य रूप से उपयोग किए गए बिन पर निर्भर करते हैं, लेकिन एक सामान्य कार्यप्रणाली निम्नलिखित है:

• प्रोग्राम एक निश्चित मात्रा में मेमोरी के लिए अनुरोध करना शुरू करता है।

• यदि चंक्स की सूची में कोई उपलब्ध बड़ा चंक है जो अनुरोध को पूरा कर सकता है, तो इसका उपयोग किया जाएगा।

• इसका मतलब यह भी हो सकता है कि उपलब्ध चंक का एक भाग इस अनुरोध के लिए उपयोग किया जाएगा और बाकी चंक्स की सूची में जोड़ा जाएगा।

• यदि सूची में कोई उपलब्ध चंक नहीं है लेकिन आवंटित हीप मेमोरी में अभी भी स्थान है, तो हीप प्रबंधक एक नया चंक बनाता है।

• यदि नए चंक को आवंटित करने के लिए पर्याप्त हीप स्थान नहीं है, तो हीप प्रबंधक कर्नेल से हीप के लिए आवंटित मेमोरी को बढ़ाने के लिए कहता है और फिर इस मेमोरी का उपयोग नए चंक को उत्पन्न करने के लिए करता है।

• यदि सब कुछ विफल हो जाता है, तो malloc शून्य लौटाता है।

ध्यान दें कि यदि अनुरोधित मेमोरी एक सीमा को पार करती है, तो mmap का उपयोग अनुरोधित मेमोरी को मैप करने के लिए किया जाएगा।

Arenas

मल्टीथ्रेडेड अनुप्रयोगों में, हीप प्रबंधक को रेस कंडीशंस से बचना चाहिए जो क्रैश का कारण बन सकती हैं। प्रारंभ में, यह सुनिश्चित करने के लिए एक वैश्विक म्यूटेक्स का उपयोग करके किया गया था कि केवल एक थ्रेड एक समय में हीप तक पहुँच सकता है, लेकिन इससे म्यूटेक्स-प्रेरित बाधा के कारण प्रदर्शन समस्याएँ उत्पन्न हुईं।

इसका समाधान करने के लिए, ptmalloc2 हीप आवंटक ने "एरेनास" पेश किए, जहाँ प्रत्येक एरेना एक अलग हीप के रूप में कार्य करता है जिसमें इसके अपने डेटा संरचनाएँ और म्यूटेक्स होते हैं, जिससे कई थ्रेड बिना एक-दूसरे में हस्तक्षेप किए हीप ऑपरेशंस कर सकते हैं, जब तक कि वे अलग-अलग एरेनास का उपयोग करते हैं।

डिफ़ॉल्ट "मुख्य" एरेना एकल-थ्रेडेड अनुप्रयोगों के लिए हीप ऑपरेशंस को संभालता है। जब नए थ्रेड जोड़े जाते हैं, तो हीप प्रबंधक उन्हें माध्यमिक एरेनास सौंपता है ताकि प्रतिस्पर्धा को कम किया जा सके। यह पहले प्रत्येक नए थ्रेड को एक अप्रयुक्त एरेना से जोड़ने का प्रयास करता है, यदि आवश्यक हो तो नए बनाता है, 32-बिट सिस्टम के लिए CPU कोर की संख्या के 2 गुना और 64-बिट सिस्टम के लिए 8 गुना तक। एक बार सीमा पहुँच जाने पर, थ्रेड्स को एरेनास साझा करना होगा, जिससे संभावित प्रतिस्पर्धा उत्पन्न होती है।

मुख्य एरेना के विपरीत, जो brk सिस्टम कॉल का उपयोग करके विस्तारित होता है, माध्यमिक एरेनास "सबहीप्स" बनाते हैं जो mmap और mprotect का उपयोग करके हीप व्यवहार का अनुकरण करते हैं, जिससे मल्टीथ्रेडेड ऑपरेशंस के लिए मेमोरी प्रबंधन में लचीलापन मिलता है।

Subheaps

सबहीप्स मल्टीथ्रेडेड अनुप्रयोगों में माध्यमिक एरेनास के लिए मेमोरी रिजर्व के रूप में कार्य करते हैं, जिससे उन्हें बढ़ने और अपने हीप क्षेत्रों का प्रबंधन मुख्य हीप से अलग करने की अनुमति मिलती है। यहाँ बताया गया है कि सबहीप्स प्रारंभिक हीप से कैसे भिन्न होते हैं और वे कैसे कार्य करते हैं:

1. प्रारंभिक हीप बनाम सबहीप्स:

• प्रारंभिक हीप प्रोग्राम की बाइनरी के ठीक बाद मेमोरी में स्थित होती है, और यह sbrk सिस्टम कॉल का उपयोग करके विस्तारित होती है।

• सबहीप्स, जो माध्यमिक एरेनास द्वारा उपयोग किए जाते हैं, mmap के माध्यम से बनाए जाते हैं, जो एक निर्दिष्ट मेमोरी क्षेत्र को मैप करने वाला सिस्टम कॉल है।

1. mmap के साथ मेमोरी आरक्षण:

• जब हीप प्रबंधक एक सबहीप बनाता है, तो यह mmap के माध्यम से मेमोरी का एक बड़ा ब्लॉक आरक्षित करता है। यह आरक्षण तुरंत मेमोरी आवंटित नहीं करता है; यह बस एक क्षेत्र को निर्दिष्ट करता है जिसका उपयोग अन्य सिस्टम प्रक्रियाओं या आवंटनों को नहीं करना चाहिए।

• डिफ़ॉल्ट रूप से, एक सबहीप के लिए आरक्षित आकार 32-बिट प्रक्रियाओं के लिए 1 MB और 64-बिट प्रक्रियाओं के लिए 64 MB है।

1. mprotect के साथ क्रमिक विस्तार:

• आरक्षित मेमोरी क्षेत्र को प्रारंभ में PROT_NONE के रूप में चिह्नित किया जाता है, यह संकेत करते हुए कि कर्नेल को अभी इस स्थान के लिए भौतिक मेमोरी आवंटित करने की आवश्यकता नहीं है।

• सबहीप को "बढ़ाने" के लिए, हीप प्रबंधक mprotect का उपयोग करके पृष्ठ अनुमतियों को PROT_NONE से PROT_READ | PROT_WRITE में बदलता है, जिससे कर्नेल को पहले से आरक्षित पते पर भौतिक मेमोरी आवंटित करने के लिए प्रेरित किया जाता है। यह चरण-दर-चरण दृष्टिकोण सबहीप को आवश्यकतानुसार बढ़ने की अनुमति देता है।

• एक बार जब पूरा सबहीप समाप्त हो जाता है, तो हीप प्रबंधक एक नया सबहीप बनाता है ताकि आवंटन जारी रह सके।

heap_info

यह संरचना हीप की प्रासंगिक जानकारी आवंटित करती है। इसके अलावा, अधिक आवंटनों के बाद हीप मेमोरी निरंतर नहीं हो सकती है, यह संरचना उस जानकारी को भी स्टोर करेगी।

// 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

प्रत्येक हीप (मुख्य एरेना या अन्य थ्रेड्स एरेना) के पास एक malloc_state संरचना है। यह ध्यान रखना महत्वपूर्ण है कि मुख्य एरेना malloc_state संरचना libc में एक वैश्विक चर है (इसलिए libc मेमोरी स्पेस में स्थित है)। थ्रेड्स के हीप के malloc_state संरचनाओं के मामले में, वे अपने स्वयं के थ्रेड "हीप" के अंदर स्थित हैं।

इस संरचना से कुछ दिलचस्प बातें नोट करने के लिए हैं (नीचे C कोड देखें):

• __libc_lock_define (, mutex); यह सुनिश्चित करने के लिए है कि इस हीप से संरचना को एक समय में 1 थ्रेड द्वारा एक्सेस किया जाए

• फ्लैग:

#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];` में **पहले और अंतिम चंक** के लिए **पॉइंटर्स** होते हैं जो छोटे, बड़े और असंरचित **बिन्स** के होते हैं (यह -2 इसलिए है क्योंकि इंडेक्स 0 का उपयोग नहीं किया जाता)
* इसलिए, इन बिन्स का **पहला चंक** इस संरचना के लिए एक **पीछे की ओर पॉइंटर** होगा और इन बिन्स का **अंतिम चंक** इस संरचना के लिए एक **आगे की ओर पॉइंटर** होगा। जिसका मतलब है कि यदि आप **मुख्य एरेना में इन पते को लीक कर सकते हैं** तो आपके पास **libc** में संरचना के लिए एक पॉइंटर होगा।
* संरचनाएँ `struct malloc_state *next;` और `struct malloc_state *next_free;` एरेनास के लिंक्ड लिस्ट हैं
* `top` चंक अंतिम "चंक" है, जो मूल रूप से **सभी हीप शेष स्थान** है। एक बार जब शीर्ष चंक "खाली" हो जाता है, तो हीप पूरी तरह से उपयोग किया जाता है और इसे अधिक स्थान का अनुरोध करने की आवश्यकता होती है।
* `last reminder` चंक उन मामलों से आता है जहां एक सटीक आकार का चंक उपलब्ध नहीं है और इसलिए एक बड़ा चंक विभाजित किया जाता है, एक पॉइंटर शेष भाग यहां रखा जाता है।
```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

यह संरचना मेमोरी के एक विशेष टुकड़े का प्रतिनिधित्व करती है। विभिन्न फ़ील्ड्स आवंटित और अव्यवस्थित टुकड़ों के लिए अलग-अलग अर्थ रखती हैं।

// 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;

जैसा कि पहले टिप्पणी की गई थी, इन चंक्स में कुछ मेटाडेटा भी होता है, जो इस छवि में बहुत अच्छे से दर्शाया गया है:

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

मेटाडेटा आमतौर पर 0x08B होता है जो वर्तमान चंक आकार को दर्शाता है, अंतिम 3 बिट्स का उपयोग करके:

• A: यदि 1 है तो यह एक सबहीप से आता है, यदि 0 है तो यह मुख्य एरेना में है

• M: यदि 1 है, तो यह चंक mmap के साथ आवंटित स्थान का हिस्सा है और हीप का हिस्सा नहीं है

• P: यदि 1 है, तो पिछले चंक का उपयोग हो रहा है

फिर, उपयोगकर्ता डेटा के लिए स्थान, और अंत में 0x08B यह दर्शाने के लिए कि चंक उपलब्ध होने पर पिछले चंक का आकार (या जब यह आवंटित होता है तो उपयोगकर्ता डेटा को संग्रहीत करने के लिए)।

इसके अलावा, जब उपलब्ध होता है, तो उपयोगकर्ता डेटा में कुछ डेटा भी शामिल होता है:

• fd: अगले चंक का पॉइंटर

• bk: पिछले चंक का पॉइंटर

• fd_nextsize: सूची में पहला चंक जिसका आकार स्वयं से छोटा है

• bk_nextsize: सूची में पहला चंक जिसका आकार स्वयं से बड़ा है

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

इस तरह सूची को लिंक करने से यह आवश्यकता समाप्त हो जाती है कि हर एक चंक को पंजीकृत करने के लिए एक एरे हो।

चंक पॉइंटर्स

जब malloc का उपयोग किया जाता है, तो उस सामग्री का पॉइंटर जो लिखा जा सकता है (हेडर के ठीक बाद) लौटाया जाता है, हालाँकि, चंक्स का प्रबंधन करते समय, हेडर (मेटाडेटा) की शुरुआत के लिए एक पॉइंटर की आवश्यकता होती है। इन परिवर्तनों के लिए ये फ़ंक्शन उपयोग किए जाते हैं:

// 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))

Alignment & min size

चंक के लिए पॉइंटर और 0x0f को 0 होना चाहिए।

// 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);
}

ध्यान दें कि कुल स्थान की आवश्यकता की गणना करते समय केवल SIZE_SZ को 1 बार जोड़ा जाता है क्योंकि prev_size फ़ील्ड का उपयोग डेटा संग्रहीत करने के लिए किया जा सकता है, इसलिए केवल प्रारंभिक हेडर की आवश्यकता होती है।

चंक डेटा प्राप्त करें और मेटाडेटा को बदलें

ये फ़ंक्शन एक चंक के लिए एक पॉइंटर प्राप्त करके काम करते हैं और मेटाडेटा की जांच/सेट करने के लिए उपयोगी होते हैं:

• चंक फ़्लैग की जांच करें

// 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)

• आकार और अन्य टुकड़ों के लिए पॉइंटर्स

/*
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)))

• इनस्यू बिट

/* 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))

• हेड और फूटर सेट करें (जब चंक नंबर का उपयोग किया जा रहा हो)

/* 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))

• चंक के अंदर वास्तविक उपयोगी डेटा का आकार प्राप्त करें

#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;
}

Examples

Quick Heap Example

Quick heap example from https://guyinatuxedo.github.io/25-heap/index.html लेकिन arm64 में:

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

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

Set a breakpoint at the end of the main function and lets find out where the information was stored:

यह देखना संभव है कि स्ट्रिंग panda 0xaaaaaaac12a0 पर संग्रहीत की गई थी (जो कि x0 के अंदर malloc द्वारा दी गई प्रतिक्रिया का पता था)। 0x10 बाइट्स पहले की जांच करने पर यह देखा जा सकता है कि 0x0 दर्शाता है कि पिछला टुकड़ा उपयोग में नहीं है (लंबाई 0) और इस टुकड़े की लंबाई 0x21 है।

अतिरिक्त आरक्षित स्थान (0x21-0x10=0x11) जोड़े गए हेडर (0x10) से आता है और 0x1 का मतलब यह नहीं है कि इसे 0x21B के लिए आरक्षित किया गया था, बल्कि वर्तमान हेडेड की लंबाई के अंतिम 3 बिट्स का कुछ विशेष अर्थ है। चूंकि लंबाई हमेशा 16-बाइट संरेखित होती है (64-बिट मशीनों में), ये बिट्स वास्तव में लंबाई संख्या द्वारा कभी उपयोग नहीं किए जाएंगे।

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

मल्टीथ्रेडिंग उदाहरण

मल्टीथ्रेड

```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>

पिछले उदाहरण को डिबग करते समय यह देखा जा सकता है कि शुरुआत में केवल 1 एरेना है:

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

फिर, पहले थ्रेड को कॉल करने के बाद, जो malloc को कॉल करता है, एक नया एरेना बनाया जाता है:

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

और इसके अंदर कुछ चंक्स पाए जा सकते हैं:

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

## बिन और मेमोरी आवंटन/फ्रीज़

जांचें कि बिन क्या हैं और उन्हें कैसे व्यवस्थित किया गया है और मेमोरी कैसे आवंटित और मुक्त की जाती है:

<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>

## हीप फ़ंक्शंस सुरक्षा जांच

हीप में शामिल फ़ंक्शंस अपने कार्यों को करने से पहले कुछ जांच करेंगे ताकि यह सुनिश्चित किया जा सके कि हीप भ्रष्ट नहीं हुआ है:

<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>

## संदर्भ

* [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/)