Libc Heap

Heap Basics

Heap to zasadniczo miejsce, w którym program może przechowywać dane, gdy żąda danych, wywołując funkcje takie jak malloc, calloc... Ponadto, gdy ta pamięć nie jest już potrzebna, jest udostępniana, wywołując funkcję free.

Jak pokazano, znajduje się tuż po załadowaniu binariów do pamięci (sprawdź sekcję [heap]):

Basic Chunk Allocation

Gdy żądane są dane do przechowania w heapie, przydzielana jest mu pewna przestrzeń. Ta przestrzeń będzie należała do kosza, a tylko żądane dane + przestrzeń nagłówków kosza + minimalny offset rozmiaru kosza będą zarezerwowane dla kawałka. Celem jest zarezerwowanie jak najmniejszej pamięci, aby nie skomplikować znalezienia, gdzie znajduje się każdy kawałek. W tym celu używane są informacje o metadanych kawałków, aby wiedzieć, gdzie znajduje się każdy używany/wolny kawałek.

Istnieją różne sposoby rezerwacji przestrzeni, głównie w zależności od używanego kosza, ale ogólna metodologia jest następująca:

• Program zaczyna od żądania określonej ilości pamięci.

• Jeśli na liście kawałków znajduje się dostępny wystarczająco duży, aby spełnić żądanie, zostanie użyty.

• Może to nawet oznaczać, że część dostępnego kawałka zostanie użyta do tego żądania, a reszta zostanie dodana do listy kawałków.

• Jeśli na liście nie ma dostępnego kawałka, ale w przydzielonej pamięci heapowej jest jeszcze miejsce, menedżer heapów tworzy nowy kawałek.

• Jeśli nie ma wystarczającej przestrzeni w heapie, menedżer heapów prosi jądro o rozszerzenie pamięci przydzielonej do heapu, a następnie używa tej pamięci do wygenerowania nowego kawałka.

• Jeśli wszystko zawiedzie, malloc zwraca null.

Zauważ, że jeśli żądana pamięć przekracza próg, mmap zostanie użyty do mapowania żądanej pamięci.

Arenas

W aplikacjach wielowątkowych menedżer heapów musi zapobiegać warunkom wyścigu, które mogą prowadzić do awarii. Początkowo robiono to za pomocą globalnego mutexa, aby zapewnić, że tylko jeden wątek może uzyskać dostęp do heapu w danym czasie, ale spowodowało to problemy z wydajnością z powodu wąskiego gardła spowodowanego mutexem.

Aby to rozwiązać, alokator heapów ptmalloc2 wprowadził "areny", gdzie każda arena działa jako osobny heap z własnymi strukturami danymi i mutexem, co pozwala wielu wątkom na wykonywanie operacji na heapie bez zakłócania się nawzajem, o ile używają różnych aren.

Domyślna arena "główna" obsługuje operacje na heapie dla aplikacji jednowątkowych. Gdy nowe wątki są dodawane, menedżer heapów przypisuje im wtórne areny, aby zmniejszyć kontencję. Najpierw próbuje podłączyć każdy nowy wątek do nieużywanej areny, tworząc nowe, jeśli to konieczne, do limitu 2 razy liczba rdzeni CPU dla systemów 32-bitowych i 8 razy dla systemów 64-bitowych. Gdy limit zostanie osiągnięty, wątki muszą dzielić areny, co prowadzi do potencjalnej kontencji.

W przeciwieństwie do głównej areny, która rozszerza się za pomocą wywołania systemowego brk, wtórne areny tworzą "subheapy" za pomocą mmap i mprotect, aby symulować zachowanie heapu, co pozwala na elastyczne zarządzanie pamięcią dla operacji wielowątkowych.

Subheaps

Subheapy służą jako rezerwy pamięci dla wtórnych aren w aplikacjach wielowątkowych, pozwalając im na wzrost i zarządzanie własnymi regionami heapu oddzielnie od głównego heapu. Oto jak subheapy różnią się od początkowego heapu i jak działają:

1. Początkowy Heap vs. Subheaps:

• Początkowy heap znajduje się bezpośrednio po binarnej wersji programu w pamięci i rozszerza się za pomocą wywołania systemowego sbrk.

• Subheapy, używane przez wtórne areny, są tworzone za pomocą mmap, wywołania systemowego, które mapuje określony region pamięci.

1. Rezerwacja pamięci za pomocą mmap:

• Gdy menedżer heapów tworzy subheap, rezerwuje dużą blok pamięci za pomocą mmap. Ta rezerwacja nie przydziela pamięci natychmiast; po prostu wyznacza region, którego inne procesy systemowe lub alokacje nie powinny używać.

• Domyślny rozmiar rezerwacji dla subheapa wynosi 1 MB dla procesów 32-bitowych i 64 MB dla procesów 64-bitowych.

1. Stopniowe rozszerzanie za pomocą mprotect:

• Zarezerwowany region pamięci jest początkowo oznaczony jako PROT_NONE, co wskazuje, że jądro nie musi jeszcze przydzielać fizycznej pamięci do tej przestrzeni.

• Aby "rozszerzyć" subheap, menedżer heapów używa mprotect, aby zmienić uprawnienia stron z PROT_NONE na PROT_READ | PROT_WRITE, co skłania jądro do przydzielenia fizycznej pamięci do wcześniej zarezerwowanych adresów. To podejście krok po kroku pozwala subheapowi na rozszerzanie w miarę potrzeb.

• Gdy cały subheap zostanie wyczerpany, menedżer heapów tworzy nowy subheap, aby kontynuować alokację.

heap_info

Ta struktura alokuje istotne informacje o heapie. Ponadto pamięć heapowa może nie być ciągła po kolejnych alokacjach, ta struktura również przechowa te informacje.

// 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

Każda sterta (główna arena lub inne areny wątków) ma strukturę malloc_state. Ważne jest, aby zauważyć, że struktura malloc_state głównej areny jest zmienną globalną w libc (dlatego znajduje się w przestrzeni pamięci libc). W przypadku struktur malloc_state stert wątków, znajdują się one wewnątrz własnej "sterty" wątku.

Jest kilka interesujących rzeczy do zauważenia w tej strukturze (zobacz kod C poniżej):

• __libc_lock_define (, mutex); jest tam, aby upewnić się, że ta struktura ze sterty jest dostępna przez 1 wątek na raz

• Flagi:

#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)

* Wskaźnik `mchunkptr bins[NBINS * 2 - 2];` zawiera **wskaźniki** do **pierwszych i ostatnich kawałków** małych, dużych i nieposortowanych **binów** (minus 2, ponieważ indeks 0 nie jest używany)
* Dlatego **pierwszy kawałek** tych binów będzie miał **wskaźnik wsteczny do tej struktury**, a **ostatni kawałek** tych binów będzie miał **wskaźnik do przodu** do tej struktury. Co zasadniczo oznacza, że jeśli możesz **wyciekować te adresy w głównej arenie**, będziesz miał wskaźnik do struktury w **libc**.
* Struktury `struct malloc_state *next;` i `struct malloc_state *next_free;` są listami połączonymi aren
* Kawałek `top` jest ostatnim "kawałkiem", który jest zasadniczo **całą pozostałą przestrzenią sterty**. Gdy kawałek top jest "pusty", sterta jest całkowicie wykorzystana i musi zażądać więcej przestrzeni.
* Kawałek `last reminder` pochodzi z przypadków, gdy kawałek o dokładnym rozmiarze nie jest dostępny i dlatego większy kawałek jest dzielony, a wskaźnik pozostałej części jest umieszczany tutaj.
```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

Ta struktura reprezentuje określony kawałek pamięci. Różne pola mają różne znaczenie dla przydzielonych i nieprzydzielonych kawałków.

// 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;

Jak wcześniej wspomniano, te kawałki mają również pewne metadane, bardzo dobrze przedstawione na tym obrazie:

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

Metadane zazwyczaj mają wartość 0x08B, wskazującą rozmiar bieżącego kawałka, przy użyciu ostatnich 3 bitów do wskazania:

• A: Jeśli 1, pochodzi z podstosu, jeśli 0, jest w głównym obszarze

• M: Jeśli 1, ten kawałek jest częścią przestrzeni przydzielonej za pomocą mmap i nie jest częścią sterty

• P: Jeśli 1, poprzedni kawałek jest w użyciu

Następnie, przestrzeń na dane użytkownika, a na końcu 0x08B, aby wskazać rozmiar poprzedniego kawałka, gdy kawałek jest dostępny (lub do przechowywania danych użytkownika, gdy jest przydzielony).

Ponadto, gdy jest dostępna, przestrzeń na dane użytkownika jest również używana do przechowywania pewnych danych:

• fd: Wskaźnik do następnego kawałka

• bk: Wskaźnik do poprzedniego kawałka

• fd_nextsize: Wskaźnik do pierwszego kawałka na liście, który jest mniejszy od siebie

• bk_nextsize: Wskaźnik do pierwszego kawałka na liście, który jest większy od siebie

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

Zauważ, jak łączenie listy w ten sposób zapobiega potrzebie posiadania tablicy, w której każdy pojedynczy kawałek jest rejestrowany.

Wskaźniki Kawałków

Gdy używana jest funkcja malloc, zwracany jest wskaźnik do zawartości, która może być zapisana (tuż po nagłówkach), jednak przy zarządzaniu kawałkami potrzebny jest wskaźnik do początku nagłówków (metadanych). Do tych konwersji używane są następujące funkcje:

// 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))

Wyrównanie i minimalny rozmiar

Wskaźnik do kawałka i 0x0f muszą być równe 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);
}

Zauważ, że do obliczenia całkowitej potrzebnej przestrzeni dodawane jest tylko SIZE_SZ 1 raz, ponieważ pole prev_size może być używane do przechowywania danych, dlatego potrzebny jest tylko początkowy nagłówek.

Pobierz dane Chunk i zmień metadane

Te funkcje działają, otrzymując wskaźnik do chunk i są przydatne do sprawdzania/ustawiania metadanych:

• Sprawdź flagi chunk

// 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)

• Rozmiary i wskaźniki do innych kawałków

/*
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)))

• Bit insue

/* 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))

• Ustaw nagłówek i stopkę (gdy używane są numery fragmentów)

/* 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))

• Uzyskaj rozmiar rzeczywistych użytecznych danych wewnątrz kawałka

#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;
}

Przykłady

Szybki przykład sterty

Szybki przykład sterty z https://guyinatuxedo.github.io/25-heap/index.html, ale w arm64:

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

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

Ustaw punkt przerwania na końcu funkcji main i sprawdźmy, gdzie przechowywane były informacje:

Można zobaczyć, że ciąg panda został zapisany pod adresem 0xaaaaaaac12a0 (który był adresem zwróconym przez malloc w x0). Sprawdzając 0x10 bajtów przed, można zobaczyć, że 0x0 oznacza, że poprzedni kawałek nie jest używany (długość 0) i że długość tego kawałka wynosi 0x21.

Dodatkowe zarezerwowane miejsca (0x21-0x10=0x11) pochodzą z dodanych nagłówków (0x10) i 0x1 nie oznacza, że zarezerwowano 0x21B, ale ostatnie 3 bity długości aktualnego nagłówka mają pewne specjalne znaczenia. Ponieważ długość jest zawsze wyrównana do 16 bajtów (na maszynach 64-bitowych), te bity w rzeczywistości nigdy nie będą używane przez liczbę długości.

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

Przykład wielowątkowości

Wielowątek

```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>

Debugując poprzedni przykład, można zobaczyć, że na początku istnieje tylko 1 arena:

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

Następnie, po wywołaniu pierwszego wątku, tego, który wywołuje malloc, tworzona jest nowa arena:

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

a wewnątrz niej można znaleźć kilka chunków:

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

## Bins & Alokacje/Zwalnianie Pamięci

Sprawdź, jakie są bins i jak są zorganizowane oraz jak pamięć jest alokowana i zwalniana w:

<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>

## Kontrole Bezpieczeństwa Funkcji Heap

Funkcje związane z heapem będą przeprowadzać pewne kontrole przed wykonaniem swoich działań, aby spróbować upewnić się, że heap nie został uszkodzony:

<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>

## Referencje

* [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/)