超出heap 边界就会 abort double free or corruption(!prev) 根据下一块 chunk 的 inuse bit 来检查正要 free 的 chunk 是否已被 free 过 invalid next size(normal) size 必须大于 2 x SIZE_SZ size 必须小于 system_mem corrupted unsorted chunks 在unlink 后要放到 unsortbin 时,会先从 unsortbin 取...
errstr = "double free or corruption (out)"; goto errout; } /*p 要被标识为 inuse 状态 */ if (__glibc_unlikely (!prev_inuse(nextchunk))) { errstr = "double free or corruption (!prev)"; goto errout; } nextsize = chunksize(nextchunk); // nextsize 在 [ 2 * SIZE_SZ, av->s...
errstr ="double free or corruption (!prev)";gotoerrout; } 这段_int_free中的代码本来的目的是为了防止double free的,它检测了当前块的下一块的prev_inuse域是否被设置,如果我们简单粗暴的直接伪造两个small bin那么相应位置的inuse位肯定是0,从而引发错误,所以我们要做的是在两个伪造的small bin之后再接...
◆由于一个堆块至少包含了prev_size、size、fd、bk。 ◆而user_data可能会为0,当我们malloc(0x1)时,堆管理器会判断申请的堆块会不会满足fd、bk、后一个prev_size内存空间能不能存放下去,如果能存放下去,则user_data是为0的。 ◆而prev_size、size是size_t类型(无符号整数),在32...
free(ptr) realloc(ptr,0) 这就是double free 漏洞利用 利用IO_stdout泄露libc地址 利用double free改realloc为one_gadget 准备工作 defc(idx):sla("Your Choice: ",str(idx))defnew(idx,size):c(1)sla("Box ID: ",str(idx))sla("Box Size: ",str(size))defedit(idx,content):c(2)sla("Box ID...
add (i.e., double free). */ // 如果该fastbin当前指向的chunk和要释放的chunk指针相同,报错,双重释放检测 // 只检测第一个chunk是否和要释放的chunk相同 if (__builtin_expect(old == p, 0)) malloc_printerr( "double free or corruption (fasttop)" ); // 指针加密 p->fd = PROTECT...
然后漏洞似乎也很明显,如果我们两次 Delete 同一个笔记,则触发 double free: *** Error in `./freenote': double free or corruption (!prev): 0x0000000000672830 *** Aborted 在Ubuntu 14.04 上把程序跑起来: $ socat tcp4-listen:10001,reuseaddr,fork exec:"env LD_PRELOAD=./libc-2.19.so ./freenote...
通过prev_inuse位我很容易得知前一个chunk有没有被free,但是我并不知道前一个chunk的大小啊。所以在一个chunk的结构体,在size之前还会有一个prev_size。与前面那个指针同理,我只有在前一个块被free需要合并的时候才会想看看它在哪,他要是都还在用我都没必要去使用这个prev_size字段了。但是要注意,这个prev_...
观察发现 0x7ffff7dd4af5 处可以现实错位构造出一个 0x000000000000007f,因此我们选这里作为fastbin的fake chunk。然后使得第一次free的pre指针指向 0x7ffff7dd4af5 ,然后经过两次malloc(0x60)后,得到 0x7ffff7dd4afd 这块大小为0x60的空间,从而我们就可以对__malloc_hook处对内容进行修改。
payload+= p64(0x80) + p64(0x90)# make sure the prev_inuse is 0 首先创建三个chunk(不属于fastbin),然后通过chunk0溢出chunk1。 在chunk0中伪造一个0x80的fake_chunk,然后将chunk1的prev_size改为0x80(原本加上chunk head应该是0x91,未free应是0),然后修改chunk1的prev_inuse为0,让系统相信chunk...