网络安全渗透测试之musl堆利用技巧
本文通过调试2021第五空间赛notegame，分析musl1.2.2堆利用技巧。edit函数存在单字节空字节溢出，可修改chunk偏移伪造meta结构；利用realloc触发合并操作泄露libc地址。musl堆块头信息仅八字节，需伪造meta实现任意地址分配，其分配释放机制与glibc完全不同。
前言
最近比赛中musl题型的出现频率越来越高，想要应对接下来的比赛，musl堆利用这块就得补上。这篇文章瞄准的是musl 1.2.2版本，网上有很多讲源码审计的文章，我们换条路——通过一道真题来debug，边调边学堆的利用技巧。选的是2021第五空间线上赛的notegame，实操性更强些。
题目分析
1、add函数用的是calloc，最大申请大小是0x90。
2、delete函数在free之后把指针清空了，干净利落。
3、edit函数是漏洞的藏身之处，存在溢出空字节的问题，利用它可以对index清零，进而指向一个伪造的meta。
4、再来看update函数。realloc会把原chunk的内容搬到新chunk里，借助这个机制能泄露libc地址。
调试分析
musl的chunk和glibc最大的不同在于：chunk头里存放的堆块信息很少，没有像glibc那样直接挂着指针地址。要想泄露libc地址，就得满足特定条件——chunk里必须恰好保存着另一个chunk的指针或其他地址信息。而且不能像glibc那样直接改指针实现任意分配，只能通过修改chunk头里仅有的几个字段，伪造meta来达到任意分配的效果。
malloc_context
add(0x20,'a'*0x20)
1、secret是一个校验meta域的key。
2、free_meta_head存放着释放掉的meta，单链表结构，目前还没释放过，所以为空。
3、active是按照size分类的不同meta链表。
4、usage_by_class记录对应meta的数量。
meta
add(0x20,'a'*0x20)add(0x20,'a'*0x20)add(0x20,'a'*0x20)add(0x20,'a'*0x20)free(3)
1、prev和next分别是上一个和下一个meta页，这里都指向自身，说明只有一个meta页。
2、mem表示group的起始地址，一个group由多个chunk组成。
3、a vail_mask记录当前可以分配的chunk情况。0x3f0 = 0b01111110000，已经分配了4个堆块，所以前4位不可分配。
4、freed_mask记录已释放的chunk情况。我们释放了第一个chunk，所以这里0x1对应的就是它。
5、last_idx表示最后一个chunk的下标，这里是0x9，说明一共有0xa个chunk。
6、freeable统计已释放的堆块个数。
7、sizeclass表示这个group管理的chunk大小类别。
8、maplen如果不为0，表示这个meta是通过mmap分配的内存页数。
chunk
add(0x20,'a'*0x20)add(0x20,'a'*0x20)add(0x20,'a'*0x20)add(0x20,'a'*0x20)free(3)
1、偏移量分别对应0x0、0x30、0x60（距离group首地址）。系统根据这个偏移找到对应的meta地址。如果能修改偏移——比如把chunk1的偏移改成0——就能在chunk1-0x10的位置伪造一个meta指针。而chunk1-0x10正好是chunk0的data域，由我们控制。这样就能在任意地址伪造一个meta，前提是这个地址必须0x1000对齐。
2、当前chunk的下标。chunk被free之后会变成0xff。
3、剩余用户空间的大小。chunk头后面4个字节类似glibc的prev_size，可以被上一个chunk复用。所以分配大小和chunk大小的对应关系如下：
0x10：0-0xc 0x20：0xd-0x1c 0x30：0x1d-0x2c 0x40：0x2d-0x3c ...
chunk的分配释放
add(0x50,'a'*0x50)add(0x50,'a'*0x50)add(0x50,'a'*0x50)free(0)add(0x50,'a'*0x50)
a vail_mask = 0x10 = 0b10000
freed_mask = 0x1 = 0b00001
musl在chunk释放后不会立即重新分配。这个group里有5个chunk，先申请3个，然后free掉第1个。再次申请时，并不会把第1个chunk拿出来用，而是分配group里的第4个chunk，并让对应的a vail_mask置零。
add(0x50,'a'*0x50)add(0x50,'a'*0x50)add(0x50,'a'*0x50)add(0x50,'a'*0x50)free(0)free(1)free(2)add(0x50,'a'*0x50)add(0x50,'a'*0x50)
a vail_mask = 0x6 = 0b0110
freed_mask = 0x0 = 0b0000
当group里的chunk全部耗尽时，musl会把之前释放的chunk重新分配出来，并把其他chunk对应的a vail_mask置1。
meta的释放
add(0x50,'a'*0x50)free(0)
如果只有一个chunk被分配出去（freed_mask=0），这时把它free掉，系统就会回收整块meta空间。
add(0x50,'a'*0x50)add(0x50,'a'*0x50)add(0x50,'a'*0x50)add(0x50,'a'*0x50)add(0x50,'a'*0x50)free(0)free(1)free(2)free(3)free(4)
总结起来就是：当a vail_mask | freed_mask的结果等于满状态时，这个meta就会被释放。
总结
本篇先从调试角度把musl堆块的基本结构梳理了一遍，后续文章再深入讨论如何利用这些结构进行攻击。
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