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Libc Heap

Heap Basics

O heap é basicamente o lugar onde um programa pode armazenar dados quando solicita dados chamando funções como malloc, calloc... Além disso, quando essa memória não é mais necessária, ela é disponibilizada chamando a função free.

Como mostrado, está logo após onde o binário está sendo carregado na memória (ver a seção [heap]):

Basic Chunk Allocation

Quando alguns dados são solicitados para serem armazenados no heap, um espaço do heap é alocado para isso. Esse espaço pertencerá a um bin e apenas os dados solicitados + o espaço dos cabeçalhos do bin + o deslocamento do tamanho mínimo do bin serão reservados para o chunk. O objetivo é reservar a menor quantidade de memória possível sem complicar a localização de onde cada chunk está. Para isso, as informações de metadados do chunk são usadas para saber onde cada chunk usado/livre está.

Existem diferentes maneiras de reservar o espaço, dependendo principalmente do bin utilizado, mas uma metodologia geral é a seguinte:

• O programa começa solicitando uma certa quantidade de memória.
• Se na lista de chunks houver alguém disponível grande o suficiente para atender à solicitação, ele será usado.
• Isso pode até significar que parte do chunk disponível será usada para essa solicitação e o restante será adicionado à lista de chunks.
• Se não houver nenhum chunk disponível na lista, mas ainda houver espaço na memória heap alocada, o gerenciador de heap cria um novo chunk.
• Se não houver espaço suficiente no heap para alocar o novo chunk, o gerenciador de heap solicita ao kernel que expanda a memória alocada para o heap e, em seguida, usa essa memória para gerar o novo chunk.
• Se tudo falhar, malloc retorna nulo.

Observe que se a memória solicitada ultrapassar um limite, mmap será usado para mapear a memória solicitada.

Arenas

Em aplicações multithreaded, o gerenciador de heap deve prevenir condições de corrida que poderiam levar a falhas. Inicialmente, isso era feito usando um mutex global para garantir que apenas um thread pudesse acessar o heap por vez, mas isso causou problemas de desempenho devido ao gargalo induzido pelo mutex.

Para resolver isso, o alocador de heap ptmalloc2 introduziu "arenas", onde cada arena atua como um heap separado com suas próprias estruturas de dados e mutex, permitindo que múltiplos threads realizem operações de heap sem interferir uns nos outros, desde que usem arenas diferentes.

A arena "principal" padrão lida com operações de heap para aplicações de thread único. Quando novos threads são adicionados, o gerenciador de heap os atribui a arenas secundárias para reduzir a contenção. Ele primeiro tenta anexar cada novo thread a uma arena não utilizada, criando novas se necessário, até um limite de 2 vezes o número de núcleos de CPU para sistemas de 32 bits e 8 vezes para sistemas de 64 bits. Uma vez que o limite é alcançado, os threads devem compartilhar arenas, levando a uma potencial contenção.

Diferente da arena principal, que se expande usando a chamada de sistema brk, as arenas secundárias criam "subheaps" usando mmap e mprotect para simular o comportamento do heap, permitindo flexibilidade na gestão de memória para operações multithreaded.

Subheaps

Subheaps servem como reservas de memória para arenas secundárias em aplicações multithreaded, permitindo que elas cresçam e gerenciem suas próprias regiões de heap separadamente do heap principal. Aqui está como os subheaps diferem do heap inicial e como operam:

1. Heap Inicial vs. Subheaps:

• O heap inicial está localizado diretamente após o binário do programa na memória, e se expande usando a chamada de sistema sbrk.
• Subheaps, usados por arenas secundárias, são criados através de mmap, uma chamada de sistema que mapeia uma região de memória especificada.

2. Reserva de Memória com mmap:

• Quando o gerenciador de heap cria um subheap, ele reserva um grande bloco de memória através de mmap. Essa reserva não aloca memória imediatamente; simplesmente designa uma região que outros processos ou alocações do sistema não devem usar.
• Por padrão, o tamanho reservado para um subheap é de 1 MB para processos de 32 bits e 64 MB para processos de 64 bits.

3. Expansão Gradual com mprotect:

• A região de memória reservada é inicialmente marcada como PROT_NONE, indicando que o kernel não precisa alocar memória física para esse espaço ainda.
• Para "crescer" o subheap, o gerenciador de heap usa mprotect para mudar as permissões de página de PROT_NONE para PROT_READ | PROT_WRITE, solicitando ao kernel que aloque memória física para os endereços previamente reservados. Essa abordagem passo a passo permite que o subheap se expanda conforme necessário.
• Uma vez que todo o subheap é esgotado, o gerenciador de heap cria um novo subheap para continuar a alocação.

heap_info

Esta struct aloca informações relevantes do heap. Além disso, a memória do heap pode não ser contínua após mais alocações, esta struct também armazenará essa informação.

// From https://github.com/bminor/glibc/blob/a07e000e82cb71238259e674529c37c12dc7d423/malloc/arena.c#L837

typedef struct _heap_info
{
mstate ar_ptr; /* Arena for this heap. */
struct _heap_info *prev; /* Previous heap. */
size_t size;   /* Current size in bytes. */
size_t mprotect_size; /* Size in bytes that has been mprotected
PROT_READ|PROT_WRITE.  */
size_t pagesize; /* Page size used when allocating the arena.  */
/* Make sure the following data is properly aligned, particularly
that sizeof (heap_info) + 2 * SIZE_SZ is a multiple of
MALLOC_ALIGNMENT. */
char pad[-3 * SIZE_SZ & MALLOC_ALIGN_MASK];
} heap_info;

malloc_state

Cada heap (arena principal ou outras arenas de threads) tem uma estrutura malloc_state.
É importante notar que a estrutura malloc_state da arena principal é uma variável global na libc (portanto localizada no espaço de memória da libc).
No caso das estruturas malloc_state dos heaps das threads, elas estão localizadas dentro do "heap" da própria thread.

Há algumas coisas interessantes a notar a partir desta estrutura (veja o código C abaixo):

• __libc_lock_define (, mutex); Está lá para garantir que esta estrutura do heap seja acessada por 1 thread de cada vez
• Flags:

#define NONCONTIGUOUS_BIT (2U)

#define contiguous(M) (((M)->flags & NONCONTIGUOUS_BIT) == 0) #define noncontiguous(M) (((M)->flags & NONCONTIGUOUS_BIT) != 0) #define set_noncontiguous(M) ((M)->flags |= NONCONTIGUOUS_BIT) #define set_contiguous(M) ((M)->flags &= ~NONCONTIGUOUS_BIT)

* O `mchunkptr bins[NBINS * 2 - 2];` contém **ponteiros** para os **primeiros e últimos chunks** dos **bins** pequenos, grandes e não ordenados (o -2 é porque o índice 0 não é usado)
* Portanto, o **primeiro chunk** desses bins terá um **ponteiro reverso para esta estrutura** e o **último chunk** desses bins terá um **ponteiro para frente** para esta estrutura. O que basicamente significa que se você puder **vazar esses endereços na arena principal**, você terá um ponteiro para a estrutura na **libc**.
* As structs `struct malloc_state *next;` e `struct malloc_state *next_free;` são listas encadeadas de arenas
* O chunk `top` é o último "chunk", que é basicamente **todo o espaço restante do heap**. Uma vez que o chunk top está "vazio", o heap está completamente utilizado e precisa solicitar mais espaço.
* O chunk `last reminder` vem de casos onde um chunk de tamanho exato não está disponível e, portanto, um chunk maior é dividido, uma parte do ponteiro restante é colocada aqui.
```c
// From https://github.com/bminor/glibc/blob/a07e000e82cb71238259e674529c37c12dc7d423/malloc/malloc.c#L1812

struct malloc_state
{
/* Serialize access.  */
__libc_lock_define (, mutex);

/* Flags (formerly in max_fast).  */
int flags;

/* Set if the fastbin chunks contain recently inserted free blocks.  */
/* Note this is a bool but not all targets support atomics on booleans.  */
int have_fastchunks;

/* Fastbins */
mfastbinptr fastbinsY[NFASTBINS];

/* Base of the topmost chunk -- not otherwise kept in a bin */
mchunkptr top;

/* The remainder from the most recent split of a small request */
mchunkptr last_remainder;

/* Normal bins packed as described above */
mchunkptr bins[NBINS * 2 - 2];

/* Bitmap of bins */
unsigned int binmap[BINMAPSIZE];

/* Linked list */
struct malloc_state *next;

/* Linked list for free arenas.  Access to this field is serialized
by free_list_lock in arena.c.  */
struct malloc_state *next_free;

/* Number of threads attached to this arena.  0 if the arena is on
the free list.  Access to this field is serialized by
free_list_lock in arena.c.  */
INTERNAL_SIZE_T attached_threads;

/* Memory allocated from the system in this arena.  */
INTERNAL_SIZE_T system_mem;
INTERNAL_SIZE_T max_system_mem;
};

malloc_chunk

Esta estrutura representa um determinado bloco de memória. Os vários campos têm significados diferentes para blocos alocados e não alocados.

// https://github.com/bminor/glibc/blob/master/malloc/malloc.c
struct malloc_chunk {
INTERNAL_SIZE_T      mchunk_prev_size;  /* Size of previous chunk, if it is free. */
INTERNAL_SIZE_T      mchunk_size;       /* Size in bytes, including overhead. */
struct malloc_chunk* fd;                /* double links -- used only if this chunk is free. */
struct malloc_chunk* bk;
/* Only used for large blocks: pointer to next larger size.  */
struct malloc_chunk* fd_nextsize; /* double links -- used only if this chunk is free. */
struct malloc_chunk* bk_nextsize;
};

typedef struct malloc_chunk* mchunkptr;

Como comentado anteriormente, esses chunks também possuem alguns metadados, muito bem representados nesta imagem:

https://azeria-labs.com/wp-content/uploads/2019/03/chunk-allocated-CS.png

Os metadados geralmente são 0x08B, indicando o tamanho atual do chunk, usando os últimos 3 bits para indicar:

• A: Se 1, vem de um subheap; se 0, está na arena principal
• M: Se 1, este chunk é parte de um espaço alocado com mmap e não parte de um heap
• P: Se 1, o chunk anterior está em uso

Então, o espaço para os dados do usuário, e finalmente 0x08B para indicar o tamanho do chunk anterior quando o chunk está disponível (ou para armazenar dados do usuário quando está alocado).

Além disso, quando disponível, os dados do usuário também são usados para conter alguns dados:

• fd: Ponteiro para o próximo chunk
• bk: Ponteiro para o chunk anterior
• fd_nextsize: Ponteiro para o primeiro chunk na lista que é menor que ele mesmo
• bk_nextsize: Ponteiro para o primeiro chunk na lista que é maior que ele mesmo

https://azeria-labs.com/wp-content/uploads/2019/03/chunk-allocated-CS.png

{% hint style="info" %} Note como vincular a lista dessa forma evita a necessidade de ter um array onde cada chunk individual está sendo registrado. {% endhint %}

Ponteiros de Chunk

Quando malloc é usado, um ponteiro para o conteúdo que pode ser escrito é retornado (logo após os cabeçalhos), no entanto, ao gerenciar chunks, é necessário um ponteiro para o início dos cabeçalhos (metadados).
Para essas conversões, essas funções são usadas:

// https://github.com/bminor/glibc/blob/master/malloc/malloc.c

/* Convert a chunk address to a user mem pointer without correcting the tag.  */
#define chunk2mem(p) ((void*)((char*)(p) + CHUNK_HDR_SZ))

/* Convert a user mem pointer to a chunk address and extract the right tag.  */
#define mem2chunk(mem) ((mchunkptr)tag_at (((char*)(mem) - CHUNK_HDR_SZ)))

/* The smallest possible chunk */
#define MIN_CHUNK_SIZE        (offsetof(struct malloc_chunk, fd_nextsize))

/* The smallest size we can malloc is an aligned minimal chunk */

#define MINSIZE  \
(unsigned long)(((MIN_CHUNK_SIZE+MALLOC_ALIGN_MASK) & ~MALLOC_ALIGN_MASK))

Alinhamento e tamanho mínimo

O ponteiro para o chunk e 0x0f devem ser 0.

// From https://github.com/bminor/glibc/blob/a07e000e82cb71238259e674529c37c12dc7d423/sysdeps/generic/malloc-size.h#L61
#define MALLOC_ALIGN_MASK (MALLOC_ALIGNMENT - 1)

// https://github.com/bminor/glibc/blob/a07e000e82cb71238259e674529c37c12dc7d423/sysdeps/i386/malloc-alignment.h
#define MALLOC_ALIGNMENT 16


// https://github.com/bminor/glibc/blob/master/malloc/malloc.c
/* Check if m has acceptable alignment */
#define aligned_OK(m)  (((unsigned long)(m) & MALLOC_ALIGN_MASK) == 0)

#define misaligned_chunk(p) \
((uintptr_t)(MALLOC_ALIGNMENT == CHUNK_HDR_SZ ? (p) : chunk2mem (p)) \
& MALLOC_ALIGN_MASK)


/* pad request bytes into a usable size -- internal version */
/* Note: This must be a macro that evaluates to a compile time constant
if passed a literal constant.  */
#define request2size(req)                                         \
(((req) + SIZE_SZ + MALLOC_ALIGN_MASK < MINSIZE)  ?             \
MINSIZE :                                                      \
((req) + SIZE_SZ + MALLOC_ALIGN_MASK) & ~MALLOC_ALIGN_MASK)

/* Check if REQ overflows when padded and aligned and if the resulting
value is less than PTRDIFF_T.  Returns the requested size or
MINSIZE in case the value is less than MINSIZE, or 0 if any of the
previous checks fail.  */
static inline size_t
checked_request2size (size_t req) __nonnull (1)
{
if (__glibc_unlikely (req > PTRDIFF_MAX))
return 0;

/* When using tagged memory, we cannot share the end of the user
block with the header for the next chunk, so ensure that we
allocate blocks that are rounded up to the granule size.  Take
care not to overflow from close to MAX_SIZE_T to a small
number.  Ideally, this would be part of request2size(), but that
must be a macro that produces a compile time constant if passed
a constant literal.  */
if (__glibc_unlikely (mtag_enabled))
{
/* Ensure this is not evaluated if !mtag_enabled, see gcc PR 99551.  */
asm ("");

req = (req + (__MTAG_GRANULE_SIZE - 1)) &
~(size_t)(__MTAG_GRANULE_SIZE - 1);
}

return request2size (req);
}

Note que para calcular o espaço total necessário, SIZE_SZ é adicionado apenas 1 vez porque o campo prev_size pode ser usado para armazenar dados, portanto, apenas o cabeçalho inicial é necessário.

Obter dados do Chunk e alterar metadados

Essas funções funcionam recebendo um ponteiro para um chunk e são úteis para verificar/configurar metadados:

• Verificar flags do chunk

// From https://github.com/bminor/glibc/blob/master/malloc/malloc.c


/* size field is or'ed with PREV_INUSE when previous adjacent chunk in use */
#define PREV_INUSE 0x1

/* extract inuse bit of previous chunk */
#define prev_inuse(p)       ((p)->mchunk_size & PREV_INUSE)


/* size field is or'ed with IS_MMAPPED if the chunk was obtained with mmap() */
#define IS_MMAPPED 0x2

/* check for mmap()'ed chunk */
#define chunk_is_mmapped(p) ((p)->mchunk_size & IS_MMAPPED)


/* size field is or'ed with NON_MAIN_ARENA if the chunk was obtained
from a non-main arena.  This is only set immediately before handing
the chunk to the user, if necessary.  */
#define NON_MAIN_ARENA 0x4

/* Check for chunk from main arena.  */
#define chunk_main_arena(p) (((p)->mchunk_size & NON_MAIN_ARENA) == 0)

/* Mark a chunk as not being on the main arena.  */
#define set_non_main_arena(p) ((p)->mchunk_size |= NON_MAIN_ARENA)

• Tamanhos e ponteiros para outros pedaços

/*
Bits to mask off when extracting size

Note: IS_MMAPPED is intentionally not masked off from size field in
macros for which mmapped chunks should never be seen. This should
cause helpful core dumps to occur if it is tried by accident by
people extending or adapting this malloc.
*/
#define SIZE_BITS (PREV_INUSE | IS_MMAPPED | NON_MAIN_ARENA)

/* Get size, ignoring use bits */
#define chunksize(p) (chunksize_nomask (p) & ~(SIZE_BITS))

/* Like chunksize, but do not mask SIZE_BITS.  */
#define chunksize_nomask(p)         ((p)->mchunk_size)

/* Ptr to next physical malloc_chunk. */
#define next_chunk(p) ((mchunkptr) (((char *) (p)) + chunksize (p)))

/* Size of the chunk below P.  Only valid if !prev_inuse (P).  */
#define prev_size(p) ((p)->mchunk_prev_size)

/* Set the size of the chunk below P.  Only valid if !prev_inuse (P).  */
#define set_prev_size(p, sz) ((p)->mchunk_prev_size = (sz))

/* Ptr to previous physical malloc_chunk.  Only valid if !prev_inuse (P).  */
#define prev_chunk(p) ((mchunkptr) (((char *) (p)) - prev_size (p)))

/* Treat space at ptr + offset as a chunk */
#define chunk_at_offset(p, s)  ((mchunkptr) (((char *) (p)) + (s)))

• Insue bit

/* extract p's inuse bit */
#define inuse(p)							      \
((((mchunkptr) (((char *) (p)) + chunksize (p)))->mchunk_size) & PREV_INUSE)

/* set/clear chunk as being inuse without otherwise disturbing */
#define set_inuse(p)							      \
((mchunkptr) (((char *) (p)) + chunksize (p)))->mchunk_size |= PREV_INUSE

#define clear_inuse(p)							      \
((mchunkptr) (((char *) (p)) + chunksize (p)))->mchunk_size &= ~(PREV_INUSE)


/* check/set/clear inuse bits in known places */
#define inuse_bit_at_offset(p, s)					      \
(((mchunkptr) (((char *) (p)) + (s)))->mchunk_size & PREV_INUSE)

#define set_inuse_bit_at_offset(p, s)					      \
(((mchunkptr) (((char *) (p)) + (s)))->mchunk_size |= PREV_INUSE)

#define clear_inuse_bit_at_offset(p, s)					      \
(((mchunkptr) (((char *) (p)) + (s)))->mchunk_size &= ~(PREV_INUSE))

• Defina o cabeçalho e o rodapé (quando os números de chunk estão em uso)

/* Set size at head, without disturbing its use bit */
#define set_head_size(p, s)  ((p)->mchunk_size = (((p)->mchunk_size & SIZE_BITS) | (s)))

/* Set size/use field */
#define set_head(p, s)       ((p)->mchunk_size = (s))

/* Set size at footer (only when chunk is not in use) */
#define set_foot(p, s)       (((mchunkptr) ((char *) (p) + (s)))->mchunk_prev_size = (s))

• Obtenha o tamanho dos dados utilizáveis reais dentro do chunk

#pragma GCC poison mchunk_size
#pragma GCC poison mchunk_prev_size

/* This is the size of the real usable data in the chunk.  Not valid for
dumped heap chunks.  */
#define memsize(p)                                                    \
(__MTAG_GRANULE_SIZE > SIZE_SZ && __glibc_unlikely (mtag_enabled) ? \
chunksize (p) - CHUNK_HDR_SZ :                                    \
chunksize (p) - CHUNK_HDR_SZ + (chunk_is_mmapped (p) ? 0 : SIZE_SZ))

/* If memory tagging is enabled the layout changes to accommodate the granule
size, this is wasteful for small allocations so not done by default.
Both the chunk header and user data has to be granule aligned.  */
_Static_assert (__MTAG_GRANULE_SIZE <= CHUNK_HDR_SZ,
"memory tagging is not supported with large granule.");

static __always_inline void *
tag_new_usable (void *ptr)
{
if (__glibc_unlikely (mtag_enabled) && ptr)
{
mchunkptr cp = mem2chunk(ptr);
ptr = __libc_mtag_tag_region (__libc_mtag_new_tag (ptr), memsize (cp));
}
return ptr;
}

Exemplos

Exemplo Rápido de Heap

Exemplo rápido de heap de https://guyinatuxedo.github.io/25-heap/index.html mas em arm64:

#include <stdio.h>
#include <stdlib.h>
#include <string.h>

void main(void)
{
char *ptr;
ptr = malloc(0x10);
strcpy(ptr, "panda");
}

Defina um ponto de interrupção no final da função principal e vamos descobrir onde a informação foi armazenada:

É possível ver que a string panda foi armazenada em 0xaaaaaaac12a0 (que foi o endereço dado como resposta pelo malloc dentro de x0). Verificando 0x10 bytes antes, é possível ver que o 0x0 representa que o chunk anterior não está em uso (comprimento 0) e que o comprimento deste chunk é 0x21.

Os espaços extras reservados (0x21-0x10=0x11) vêm dos cabeçalhos adicionados (0x10) e 0x1 não significa que foi reservado 0x21B, mas os últimos 3 bits do comprimento do cabeçalho atual têm alguns significados especiais. Como o comprimento é sempre alinhado a 16 bytes (em máquinas de 64 bits), esses bits na verdade nunca serão usados pelo número de comprimento.

0x1:     Previous in Use     - Specifies that the chunk before it in memory is in use
0x2:     Is MMAPPED          - Specifies that the chunk was obtained with mmap()
0x4:     Non Main Arena      - Specifies that the chunk was obtained from outside of the main arena

Exemplo de Multithreading

Multithread

```c #include #include #include #include #include <sys/types.h>

void* threadFuncMalloc(void* arg) { printf("Hello from thread 1\n"); char* addr = (char*) malloc(1000); printf("After malloc and before free in thread 1\n"); free(addr); printf("After free in thread 1\n"); }

void* threadFuncNoMalloc(void* arg) { printf("Hello from thread 2\n"); }

int main() { pthread_t t1; void* s; int ret; char* addr;

printf("Before creating thread 1\n"); getchar(); ret = pthread_create(&t1, NULL, threadFuncMalloc, NULL); getchar();

printf("Before creating thread 2\n"); ret = pthread_create(&t1, NULL, threadFuncNoMalloc, NULL);

printf("Before exit\n"); getchar();

return 0; }

</details>

Depurando o exemplo anterior, é possível ver como no início há apenas 1 arena:

<figure><img src="../../.gitbook/assets/image (1) (1) (1) (1) (1).png" alt=""><figcaption></figcaption></figure>

Então, após chamar o primeiro thread, aquele que chama malloc, uma nova arena é criada:

<figure><img src="../../.gitbook/assets/image (1) (1) (1) (1) (1) (1).png" alt=""><figcaption></figcaption></figure>

e dentro dela alguns chunks podem ser encontrados:

<figure><img src="../../.gitbook/assets/image (2) (1) (1) (1).png" alt=""><figcaption></figcaption></figure>

## Bins & Alocações/Liberções de Memória

Verifique quais são os bins e como eles estão organizados e como a memória é alocada e liberada em:

{% content-ref url="bins-and-memory-allocations.md" %}
[bins-and-memory-allocations.md](bins-and-memory-allocations.md)
{% endcontent-ref %}

## Verificações de Segurança das Funções do Heap

As funções envolvidas no heap realizarão certas verificações antes de executar suas ações para tentar garantir que o heap não foi corrompido:

{% content-ref url="heap-memory-functions/heap-functions-security-checks.md" %}
[heap-functions-security-checks.md](heap-memory-functions/heap-functions-security-checks.md)
{% endcontent-ref %}

## Referências

* [https://azeria-labs.com/heap-exploitation-part-1-understanding-the-glibc-heap-implementation/](https://azeria-labs.com/heap-exploitation-part-1-understanding-the-glibc-heap-implementation/)
* [https://azeria-labs.com/heap-exploitation-part-2-glibc-heap-free-bins/](https://azeria-labs.com/heap-exploitation-part-2-glibc-heap-free-bins/)