6.1.10 pwn 0CTF2017 BabyHeap2017
题目复现
这个题目给出了二进制文件。在 Ubuntu 16.04 上，libc 就用自带的。
$ file babyheap
babyheap: ELF 64-bit LSB shared object, x86-64, version 1 (SYSV), dynamically linked, interpreter /lib64/ld-linux-x86-64.so.2, for GNU/Linux 2.6.32, BuildID[sha1]=9e5bfa980355d6158a76acacb7bda01f4e3fc1c2, stripped
$ checksec -f babyheap
RELRO STACK CANARY NX PIE RPATH RUNPATH FORTIFY Fortified Fortifiable FILE
Full RELRO Canary found NX enabled PIE enabled No RPATH No RUNPATH Yes 0 2 babyheap
$ file /lib/x86_64-linux-gnu/libc-2.23.so
/lib/x86_64-linux-gnu/libc-2.23.so: ELF 64-bit LSB shared object, x86-64, version 1 (GNU/Linux), dynamically linked, interpreter /lib64/ld-linux-x86-64.so.2, BuildID[sha1]=088a6e00a1814622219f346b41e775b8dd46c518, for GNU/Linux 2.6.32, stripped64 位程序，保护全开。
把它运行起来：
$ socat tcp4-listen:10001,reuseaddr,fork exec:./babyheap &一个典型的堆利用题目：
题目解析
根据前面所学的知识，我们知道释放且只释放了一个 chunk 后，该 free chunk 会被加入到 unsorted bin 中，它的 fd/bk 指针指向了 libc 中的 main_arena 结构。我们已经知道了 Fill 数据的操作存在溢出漏洞，但并没有发现 UAF 漏洞，所以要想泄露出 libc 基址，得利用 Dump 操作。另外内存分配使用了 calloc 函数，这个函数与 malloc 的区别是，calloc 会将分配的内存空间每一位都初始化为 0，所以也不能通过分配和释放几个小 chunk，再分配一个大 chunk，来泄露其内容。
怎么利用 Dump 操作呢？如果能使两个 chunk 相重叠，Free 一个，Dump 另一个，或许可行。
漏洞利用
leak libc
还是一样的，为了方便调试，先关掉 ASLR。首先分配 3 个 fast chunk 和 1 个 small chunk，其实填充数据对漏洞利用是没有意义的，这里只是为了方便观察：
另外我们看到，chunk 的序号被存储到一个 mmap 分配出来的结构体中，包含了 chunk 的地址和大小。程序就是通过该结构体寻找 chunk，然后各种操作的。
free 掉两个 fast chunk，这样 chunk 2 的 fd 指针会被指向 chunk 1：
free 掉的 chunk，其结构体被清空，等待下一次 malloc，并添加到空出来的地方。
通过溢出漏洞修改已被释放的 chunk 2，让 fd 指针指向 chunk 4，这样就将 small chunk 加入到了 fastbins 链表中，然后还需要把 chunk 4 的 0x91 改成 0x21 以绕过 fastbins 大小的检查：
现在我们再分配两个 chunk，它们都会从 fastbins 中被取出来，而且 new chunk 2 会和原来的 chunk 4 起始位置重叠，但前者是 fast chunk，而后者是 small chunk，即一个大 chunk 里包含了一个小 chunk，这正是我们需要的：
可以看到新分配的 chunk 2，填补到了被释放的 chunk 2 的位置上。
再次利用溢出漏洞将 chunk 4 的 0x21 改回 0x91，然后为了避免 free(4) 后该 chunk 被合并进 top chunk，需要再分配一个 small chunk：
这时，如果我们将 chunk 4 释放掉，其 fd 指针会被设置为指向 unsorted bin 链表的头部，这个地址在 libc 中，且相对位置固定，利用它就可以算出 libc 被加载的地址：
最后利用 Dump 操作即可将地址泄漏出来：
get shell
由于开启了 Full RELRO，改写 GOT 表是不行了。考虑用 __malloc_hook，它是一个弱类型的函数指针变量，指向 void * function(size_t size, void * caller)，当调用 malloc() 时，首先判断 hook 函数指针是否为空，不为空则调用它。所以这里我们传入一个 one-gadget 即可（详情请查看章节4.6）。
首先考虑怎样利用 fastbins 在 __malloc_hook 指向的地址处写入 one_gadget 的地址。这里有一个技巧，地址偏移，就像下面这样构造一个 fake chunk，其大小为 0x7f，也就是一个 fast chunk：
用本地的泄露地址减去 libc 地址得到偏移：
之前 free 掉的 chunk 4 一个 small chunk，被添加到了 unsorted bin 中，而这里我们需要的是 fast chunk，所以这里采用分配一个 fast chunk，再释放掉的办法，将其添加到 fast bins 中。然后改写它的 fd 指针指向 fake chunk（当然也要通过 libc 偏移计算出来）：
连续两次分配，第一次将 fake chunk 添加到 fast bins，第二次分配 fake chunk，分别是 new new chunk 4 和 chunk 6。然后就可以改写 __malloc_hook 的地址，将其指向 one-gadget：
最后，只要调用了 malloc，就会触发 hook 函数，即 one-gadget。现在可以开启 ASLR 了，因为通过泄漏 libc 地址，我们已经完全绕过了它。
Bingo!!!
本题多次使用 fastbin attack，确实经典。
exploit
完整的 exp 如下：
参考资料
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