我试图了解GLIBC中的malloc实现方式。根据malloc的源代码（glibc 2.23中的malloc.c），自由记忆块具有以下结构。
chunk-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Size of previous chunk |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
`head:' | Size of chunk, in bytes |P|
mem-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Forward pointer to next chunk in list |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Back pointer to previous chunk in list |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| Unused space (may be 0 bytes long) .
. .
. |
nextchunk-> +-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
`foot:' | Size of chunk, in bytes |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
通常，我们也应该能够在GNU调试器（GDB）中看到这种结构。所以我写了以下程序。该程序分配了6个字节的6个内存块。每个块都充满了memset，因此我们可以轻松地在GDB中查看副本。由于块1,3和6被释放，因此他们应该具有上述结构。由于两者之间有分配的块，因此释放的块不能合并，因此它们在每个块中的指针的双重链接列表中组织起来。
#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <string.h>
void to_jump();
int main(int argc, char **argv){
char *b1, *b2, *b3, *b4, *b5, *b6;
//allocate 6 chunks of memory
b1 = malloc(64);
b2 = malloc(64);
b3 = malloc(64);
b4 = malloc(64);
b5 = malloc(64);
b6 = malloc(64);
memset(b1, 'B', 64);
memset(b2, 'C', 64);
memset(b3, 'D', 64);
memset(b5, 'E', 64);
memset(b6, 'F', 64);
//free chunks 1,3 and 6
free(b1);
free(b3);
free(b6);
strcpy(b4, argv[1]); // <-- set breakpoint here
//exploit this line
free(b4);
free(b5);
free(b2);
}
void to_jump(){
printf("Exploited");
}
当我在GDB中启动程序并在strcpy(b4, argv[1]);行中设置断点时，我们应该能够看到释放的块是在双链接列表中组织的。但是GDB输出如下：
gdb-peda$ p b1
$11 = 0x602010 ""
gdb-peda$ x/62xg 0x602000
0x602000: 0x0000000000000000 0x0000000000000051
0x602010: 0x0000000000000000 0x4242424242424242 |
0x602020: 0x4242424242424242 0x4242424242424242 | b1 (freed)
0x602030: 0x4242424242424242 0x4242424242424242 |
0x602040: 0x4242424242424242 0x4242424242424242 |
0x602050: 0x0000000000000000 0x0000000000000051
0x602060: 0x4343434343434343 0x4343434343434343 |
0x602070: 0x4343434343434343 0x4343434343434343 | b2 (allocated)
0x602080: 0x4343434343434343 0x4343434343434343 |
0x602090: 0x4343434343434343 0x4343434343434343 |
0x6020a0: 0x0000000000000000 0x0000000000000051
0x6020b0: 0x0000000000602000 0x4444444444444444 | 0x602000 is pointing to b1 (previous freed block)
0x6020c0: 0x4444444444444444 0x4444444444444444 | b3 (freed)
0x6020d0: 0x4444444444444444 0x4444444444444444 |
0x6020e0: 0x4444444444444444 0x4444444444444444 |
0x6020f0: 0x0000000000000000 0x0000000000000051
0x602100: 0x0000000000000000 0x0000000000000000 |
0x602110: 0x0000000000000000 0x0000000000000000 | b4 (will be filled trough strcpy(b4, argv[1]);
0x602120: 0x0000000000000000 0x0000000000000000 |
0x602130: 0x0000000000000000 0x0000000000000000 |
0x602140: 0x0000000000000000 0x0000000000000051
0x602150: 0x4545454545454545 0x4545454545454545 |
0x602160: 0x4545454545454545 0x4545454545454545 | b5 (allocated)
0x602170: 0x4545454545454545 0x4545454545454545 |
0x602180: 0x4545454545454545 0x4545454545454545 |
0x602190: 0x0000000000000000 0x0000000000000051
0x6021a0: 0x00000000006020a0 0x4646464646464646 | 0x6020a0 is pointing to b3 (previous freed block)
0x6021b0: 0x4646464646464646 0x4646464646464646 | b6 (freed)
0x6021c0: 0x4646464646464646 0x4646464646464646 |
0x6021d0: 0x4646464646464646 0x4646464646464646 |
0x6021e0: 0x0000000000000000 0x0000000000020e21
在此输出中，我们可以看到释放的块和向上释放的块的后面指针（请参阅输出的右侧注释）。但是，前向指针和以前的大小在哪里？
从security.stackexchange
交叉播放取决于要释放的块的大小，块以不同类型的 bins （链接列表）举行：
- 未分类的垃圾箱
- 小垃圾箱
- 大垃圾箱
如果您有兴趣知道如何维护这些垃圾箱，建议您查找源代码。但是，在所有这些垃圾箱中常见的是，列表是双关联的。因此，您的假设是正确的，您应该在释放块中同时找到A forward 和a 向后指针>字段）
但是，还有另一种类型的特殊垃圾箱称为A fastbin 。这些尺寸很小（通常在16到80个字节之间，但版本可能会略有不同）。与您的常规垃圾箱不同，这些是单一连接的。根据它们的尺寸（每个包含相同尺寸的块），它们将其保存在适当的快速曲琴中。可以按LIFO订单添加和删除块，而不必穿越列表，从而加快了性能。同样与常规块不同，相邻的fastbin-chunks也不合并（当然会导致碎片化，但可以更快地自由）。这也意味着您也不需要以前的块的大小。
您程序中的块也可能是这些快速宾斯特之一的一部分。因此，要查看您的期望，请尝试分配和释放更大尺寸的内存。