Libc Heap

हीप की बुनियादी जानकारी

हीप वह स्थान है जहाँ कार्यक्रम डेटा स्टोर करने के लिए सक्षम होगा जब वह malloc, calloc जैसी फ़ंक्शन को कॉल करके डेटा का अनुरोध करेगा। इसके अतिरिक्त, जब यह मेमोरी और नहीं चाहिए होती है तो फ़ंक्शन free को कॉल करके इसे उपलब्ध कर दिया जाता है।

जैसा कि दिखाया गया है, यह बस उसके बाद है जहाँ बाइनरी मेमोरी में लोड हो रहा है (चेक करें [हीप] खंड):

बुनियादी चंक आवंटन

जब किसी डेटा को हीप में स्टोर करने के लिए अनुरोध किया जाता है, तो उसके लिए हीप का कुछ स्थान आवंटित किया जाता है। यह स्थान एक बिन का होगा और केवल अनुरोधित डेटा + बिन हेडर के स्थान + न्यूनतम बिन आकार ऑफसेट चंक के लिए आरक्षित किया जाएगा। लक्ष्य यह है कि हर चंक को ढूंढना जटिल न करते हुए संभावना हो कि संभावना हो कि केवल न्यूनतम मेमोरी आरक्षित की जाए। इसके लिए, मेटाडेटा चंक जानकारी का उपयोग किया जाता है ताकि पता चले कि हर उपयोग किया गया/फ्री चंक कहाँ है।

आवंटन करने के लिए विभिन्न तरीके हैं जो मुख्य रूप से उपयोग किए गए बिन पर निर्भर करते हैं, लेकिन एक सामान्य मेथडोलॉजी निम्नलिखित है:

प्रोग्राम निश्चित मात्रा मेमोरी का अनुरोध करके शुरू होता है।
यदि चंकों की सूची में कोई उपलब्ध है जो अनुरोध को पूरा करने के लिए पर्याप्त बड़ा है, तो उसका उपयोग किया जाएगा
यह यह भी मतलब हो सकता है कि उपलब्ध चंक का हिस्सा इस अनुरोध के लिए उपयोग किया जाएगा और शेष चंकों सूची में जोड़ दिया 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 कर्नल से हीप के लिए आवंटित मेमोरी को विस्तार करने के लिए कहता है और फिर इस मेमोरी का उपयोग करके नए चंक उत्पन्न करता है
अगर सब कुछ असफल हो जाता है, तो malloc नल लौटाता है।

ध्यान दें कि यदि अनुरोधित मेमोरी एक थ्रेशोल्ड पार करती है, तो mmap का उपयोग किया जाएगा ताकि अनुरोधित मेमोरी को मैप किया जा सके।

एरीना

मल्टीथ्रेड एप्लिकेशन में, हीप प्रबंधक को क्रैश करने वाली रेस कंडीशन से बचना चाहिए। पहले, इसे केवल एक समय में केवल एक थ्रेड हीप तक पहुंच सकता था सुनिश्चित करने के लिए एक ग्लोबल म्यूटेक्स का उपयोग किया गया था, लेकिन यह प्रदर्शन समस्याएं उत्पन्न करता था क्योंकि म्यूटेक्स-उत्प्रेरित बॉटलनेक का कारण था।

इस समस्या का समाधान करने के लिए, ptmalloc2 हीप आवंटकर्ता ने "एरीना" का परिचय किया, जहाँ प्रत्येक एरीना एक अलग हीप के रूप में काम करता है जिसमें उसके अपने डेटा संरचनाएँ और म्यूटेक्स होते हैं, अनुमति देता है कि कई थ्रेड हीप ऑपरेशन करें बिना एक दूसरे को बाधित करें, जब तक वे विभिन्न एरीना का उपयोग न करें।

डिफ़ॉल्ट "मुख्य" एरीना एकल-थ्रेड एप्लिकेशन के लिए हीप ऑपरेशन को संभालता है। जब नए थ्रेड जोड़े जाते हैं, हीप प्रबंधक उन्हें कम टकराव के लिए सेकेंडरी एरीना असाइन करता है। यह पहले प्रत्येक नए थ्रेड को एक अप्रयुक्त एरीना से जोड़ने का प्रयास करता है, जरूरत पड़ने पर नए एरीना बनाता है, 32-बिट सिस्टम के लिए CPU कोरों की संख्या का 2 गुणा और 64-बिट सिस्टम के लिए 8 गुणा सीमा तक। एक बार सीमा पहुंच जाती है, थ्रेड्स को एरीना साझा करना पड़ता है, जो संघर्ष की संभावना है।

मुख्य एरीना की तरह, जो brk सिस्टम कॉल का उपयोग करके विस्तार होता है, सेकेंडरी एरीना mmap और mprotect का उपयोग करके "सबहीप्स" बनाते हैं ताकि हीप व्यवहार को नकल कर सकें, मल्टीथ्रेड ऑपरेशन के लिए मेमोरी प्रबंधन में लचीलापन हो।

सबहीप्स

सबहीप्स मल्टीथ्रेड एप्लिकेशन में सेकेंडरी एरीना के लिए मेमोरी आरक्षित करते हैं, जिससे उन्हें मुख्य हीप से अलग रूप से अपने हीप क्षेत्रों को बढ़ाने और प्रबंधित करने की अनुमति मिले। यहाँ सबहीप्स मुख्य हीप से कैसे भिन्न हैं और वे कैसे काम करते हैं:

प्रारंभिक हीप vs. सबहीप्स:

प्रारंभिक हीप सीधे कार्यक्रम के बाइनरी के बाद स्थित है, और यह sbrk सिस्टम कॉल का उपयोग करके विस्तार होता है।
सेकेंडरी एरीना द्वारा उपयोग किए जाने वाले सबहीप्स mmap के माध्यम से बनाए जाते हैं, एक सिस्टम कॉल जो एक निर्दिष्ट मेमोरी क्षेत्र को मैप करता है।

mmap के साथ मेमोरी आरक्षण:

जब हीप प्रबंधक एक सबहीप बनाता है, तो वह mmap के माध्यम से एक बड़े ब्लॉक मेमोरी को आरक्षित करता है। यह आरक्षण मेमोरी को तुरंत आवंटित नहीं करता; यह बस एक क्षेत्र निर्धारित करता है जिसे अन्य सिस्टम प्रक्रियाएँ या आवंटन का उपयोग नहीं कर सकती हैं।
डिफ़ॉल्ट रूप से, सबहीप्स के लिए आरक्षित आकार 32-बिट प्रक्रियाओं के लिए 1 MB है और 64-बिट प्रक्रियाओं के लिए 64 MB है।

mprotect के साथ धीरे-धीरे विस्तार:

आरक्षित मेमोरी क्षेत्र को पहले PROT_NONE के रूप में चिह्नित किया जाता है, जिससे कर्नल को इस स्थान के लिए भौतिक मेमोरी का आवंटन करने की आवश्यकता नहीं होती है।
सबहीप को "बढ़ाने" के ल

// 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 एरीना या अन्य धागों के एरीना) में एक malloc_state संरचना होती है। यह महत्वपूर्ण है कि मुख्य एरीना malloc_state संरचना एक लिब्सी में एक ग्लोबल चर है (इसलिए यह लिब्सी मेमोरी स्पेस में स्थित है)। थ्रेड्स के हीप की malloc_state संरचनाएं केवल अपने धाग "हीप" में स्थित हैं।

इस संरचना से कुछ दिलचस्प बातें नोट करने योग्य हैं (नीचे दिए गए सी कोड देखें):

__libc_lock_define (, mutex); यहाँ यह है कि इस संरचना को 1 धाग द्वारा ही पहुंचा जा सके
झंडे:

#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 **पॉइंटर** होते हैं **छोटे, बड़े और अनक्रमित बिन्स** के **पहले और आखिरी चंक्स** की ओर (यहाँ -2 इसलिए है क्योंकि इंडेक्स 0 का उपयोग नहीं होता)
* इसलिए, इन बिन्स के **पहले चंक** के पास इस संरचना के लिए **पिछले की ओर पॉइंटर** होगा और इन बिन्स के **आखिरी चंक** के पास इस संरचना के लिए **आगे की ओर पॉइंटर** होगा। जिसका मतलब है कि अगर आप मुख्य एरीना में इन पतों को **लीक** कर सकते हैं तो आपके पास **लिब्सी** में संरचना के लिए एक पॉइंटर होगा।
* संरचनाओं `struct malloc_state *next;` और `struct malloc_state *next_free;` एरीना की लिंक्ड लिस्ट हैं
* `टॉप` चंक आखिरी "चंक" है, जो मौजूदा हीप बची हुई स्थान है। जब टॉप चंक "खाली" होता है, तो हीप पूरी तरह से उपयोग की जाती है और इसे अधिक स्थान का अनुरोध करना पड़ता है।
* `आखिरी अनुस्मारक` चंक उन मामलों से आता है जहां एक सटीक आकार का चंक उपलब्ध नहीं है और इसलिए एक बड़ा चंक विभाजक, एक पॉइंटर शेष हिस्सा यहाँ 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;
};

मैलोक_चंक

यह संरचना एक विशेष मेमोरी चंक को प्रतिनिधित करती है। आवंटित और अप्राप्त चंक के लिए विभिन्न फील्ड्स का अलग-अलग मतलब होता है।

// 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 पहले टिप्पणी किया गया है, इन चंक्स में कुछ मेटाडेटा भी होता है, जो इस छवि में बहुत अच्छी तरह से प्रतिनिधित है:

मेटाडेटा आम तौर पर 0x08B होता है जो वर्तमान चंक का आकार दर्शाता है और अंतिम 3 बिट इसका दर्शाते हैं:

A: अगर 1 है तो यह एक सबहीप से आया है, अगर 0 है तो यह मुख्य एरिना में है
M: अगर 1 है, तो यह चंक mmap के साथ आवंटित किए गए अंतरिक्ष का हिस्सा है और न ही यह हीप का हिस्सा है
P: अगर 1 है, तो पिछला चंक उपयोग में है

फिर, उपयोगकर्ता डेटा के लिए जगह, और अंत में 0x08B तक पिछले चंक का आकार दर्शाने के लिए जब चंक उपलब्ध होता है (या जब यह आवंटित होता है)।

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

fd: अगले चंक के लिए पॉइंटर
bk: पिछले चंक के लिए पॉइंटर
fd_nextsize: सूची में पहला चंक जो इससे छोटा है के लिए पॉइंटर
bk_nextsize: सूची में पहला चंक जो इससे बड़ा है के लिए पॉइंटर

ध्यान दें कि इस तरह से सूची को जोड़ने से हर एक चंक को पंजीकृत करने की आवश्यकता नहीं होती है।

चंक पॉइंटर

जब malloc का उपयोग किया जाता है तो एक पॉइंटर वापस लौटाया जाता है जिस पर सामग्री लिखी जा सकती है (हेडर्स के बाद), हालांकि, चंक को प्रबंधित करते समय, हेडर्स (मेटाडेटा) की शुरुआत के लिए एक पॉइंटर की आवश्यकता होती है। इन परिवर्तनों के लिए ये फ़ंक्शन्स 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))

समरूपण और न्यूनतम आकार

चंक के पॉइंटर और 0x0f का मान 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);
}

प्रायोजित स्थान की गणना के लिए ध्यान दें कि केवल `SIZE_SZ` 1 बार जोड़ा जाता है क्योंकि `prev_size` फ़ील्ड का उपयोग डेटा स्टोर करने के लिए किया जा सकता है, इसलिए केवल प्रारंभिक हेडर की आवश्यकता है।

चंक डेटा प्राप्त करें और मेटाडेटा को बदलें

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

/*
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)))

इंश्यो 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))

शीर्षक और फ़ुटर सेट करें (जब चंक संख्या उपयोग में हैं)

/* 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;
}

उदाहरण

त्वरित हीप उदाहरण

त्वरित हीप उदाहरण https://guyinatuxedo.github.io/25-heap/index.html से, लेकिन arm64 में:

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

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

आखिरी मुख्य कार्य में ब्रेकपॉइंट सेट करें और देखें कि जानकारी कहां संग्रहित हुई थी:

यह देखना संभव है कि स्ट्रिंग पांडा को 0xaaaaaaac12a0 पर संग्रहित किया गया था (जो x0 के अंदर malloc द्वारा उत्तर के रूप में दिया गया पता था)। इससे पहले के 0x10 बाइट जांचने पर पता चलता है कि 0x0 यह दिखाता है कि पिछला चंक उपयोग में नहीं है (लंबाई 0) और इस चंक की लंबाई 0x21 है।

अतिरिक्त जगहें आरक्षित की गई हैं (0x21-0x10=0x11) जोड़े गए हेडर्स (0x10) से और 0x1 यह नहीं दिखाता है कि 0x21B आरक्षित किया गया था, बल्कि वर्तमान हेडर की लंबाई के अंतिम 3 बिटों में कुछ विशेष अर्थ हैं। क्योंकि लंबाई हमेशा 16-बाइट एलाइन की जाती है (64-बिट मशीनों में), इन बिट्स का उपयोग वास्तव में कभी भी लंबाई संख्या द्वारा नहीं किया जाएगा।

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 डीबग करने पर देखा जा सकता है कि शुरू में केवल 1 एरीना है:

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

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

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

और उसके अंदर कुछ चंक्स पाए जा सकते हैं:

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

## बिन्स और मेमोरी आवंटन/फ्री

जांचें कि बिन्स क्या हैं और वे कैसे संगठित हैं और कैसे मेमोरी आवंटित और फ्री 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 फंक्शन सुरक्षा जांच

हीप में शामिल फंक्शन अपने कार्रवाई करने से पहले निश्चित जांच करेंगे कि क्या हीप को कोरप्ट किया गया 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/)

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Last updated 3 months ago