hacktricks/binary-exploitation/libc-heap/heap-memory-functions/malloc-and-sysmalloc.md

malloc & sysmalloc

{% hint style="success" %} Ucz się i ćwicz Hacking AWS:HackTricks Training AWS Red Team Expert (ARTE)
Ucz się i ćwicz Hacking GCP: HackTricks Training GCP Red Team Expert (GRTE)

Wesprzyj HackTricks

• Sprawdź plany subskrypcyjne!
• Dołącz do 💬 grupy Discord lub grupy telegramowej lub śledź nas na Twitterze 🐦 @hacktricks_live.
• Dziel się trikami hakerskimi, przesyłając PR-y do HackTricks i HackTricks Cloud na githubie.

{% endhint %}

Podsumowanie kolejności alokacji

(W tym podsumowaniu nie są wyjaśnione żadne kontrole, a niektóre przypadki zostały pominięte dla zwięzłości)

1. __libc_malloc próbuje uzyskać kawałek z tcache, jeśli nie, wywołuje _int_malloc
2. _int_malloc :
3. Próbuje wygenerować arenę, jeśli jej nie ma
4. Jeśli istnieje jakiś kawałek fast bin odpowiedniego rozmiaru, użyj go
5. Wypełnij tcache innymi szybkimi kawałkami
6. Jeśli istnieje jakiś kawałek small bin odpowiedniego rozmiaru, użyj go
7. Wypełnij tcache innymi kawałkami tego samego rozmiaru
8. Jeśli żądany rozmiar nie jest dla małych binów, scal fast bin z unsorted bin
9. Sprawdź unsorted bin, użyj pierwszego kawałka z wystarczającą ilością miejsca
10. Jeśli znaleziony kawałek jest większy, podziel go, aby zwrócić część i dodaj resztę z powrotem do unsorted bin
11. Jeśli kawałek ma taki sam rozmiar jak żądany rozmiar, użyj go do wypełnienia tcache zamiast go zwracać (aż tcache będzie pełne, wówczas zwróć następny)
12. Dla każdego sprawdzonego kawałka mniejszego rozmiaru, umieść go w odpowiednim małym lub dużym binie
13. Sprawdź duży bin w indeksie żądanego rozmiaru
14. Zacznij od pierwszego kawałka, który jest większy niż żądany rozmiar, jeśli znajdziesz taki, zwróć go i dodaj resztki do małego bina
15. Sprawdź duże biny od następnych indeksów do końca
16. Od następnego większego indeksu sprawdź, czy jest jakiś kawałek, podziel pierwszy znaleziony kawałek, aby użyć go do żądanego rozmiaru i dodaj resztę do unsorted bin
17. Jeśli w poprzednich binach nic nie znaleziono, pobierz kawałek z top chunk
18. Jeśli top chunk nie był wystarczająco duży, powiększ go za pomocą sysmalloc

__libc_malloc

Funkcja malloc faktycznie wywołuje __libc_malloc. Ta funkcja sprawdzi tcache, aby zobaczyć, czy jest dostępny kawałek o pożądanym rozmiarze. Jeśli jest, użyje go, a jeśli nie, sprawdzi, czy jest to pojedynczy wątek, a w takim przypadku wywoła _int_malloc w głównej arenie, a jeśli nie, wywoła _int_malloc w arenie wątku.

Kod __libc_malloc

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

#if IS_IN (libc) void * __libc_malloc (size_t bytes) { mstate ar_ptr; void *victim;

_Static_assert (PTRDIFF_MAX <= SIZE_MAX / 2, "PTRDIFF_MAX is not more than half of SIZE_MAX");

if (!__malloc_initialized) ptmalloc_init (); #if USE_TCACHE /* int_free also calls request2size, be careful to not pad twice. */ size_t tbytes = checked_request2size (bytes); if (tbytes == 0) { __set_errno (ENOMEM); return NULL; } size_t tc_idx = csize2tidx (tbytes);

MAYBE_INIT_TCACHE ();

DIAG_PUSH_NEEDS_COMMENT; if (tc_idx < mp_.tcache_bins && tcache != NULL && tcache->counts[tc_idx] > 0) { victim = tcache_get (tc_idx); return tag_new_usable (victim); } DIAG_POP_NEEDS_COMMENT; #endif

if (SINGLE_THREAD_P) { victim = tag_new_usable (_int_malloc (&main_arena, bytes)); assert (!victim || chunk_is_mmapped (mem2chunk (victim)) || &main_arena == arena_for_chunk (mem2chunk (victim))); return victim; }

arena_get (ar_ptr, bytes);

victim = _int_malloc (ar_ptr, bytes); /* Retry with another arena only if we were able to find a usable arena before. */ if (!victim && ar_ptr != NULL) { LIBC_PROBE (memory_malloc_retry, 1, bytes); ar_ptr = arena_get_retry (ar_ptr, bytes); victim = _int_malloc (ar_ptr, bytes); }

if (ar_ptr != NULL) __libc_lock_unlock (ar_ptr->mutex);

victim = tag_new_usable (victim);

assert (!victim || chunk_is_mmapped (mem2chunk (victim)) || ar_ptr == arena_for_chunk (mem2chunk (victim))); return victim; }

</details>

Zauważ, że zawsze oznacza zwrócony wskaźnik jako `tag_new_usable`, z kodu:
```c
void *tag_new_usable (void *ptr)

Allocate a new random color and use it to color the user region of
a chunk; this may include data from the subsequent chunk's header
if tagging is sufficiently fine grained.  Returns PTR suitably
recolored for accessing the memory there.

_int_malloc

To jest funkcja, która alokuje pamięć, korzystając z innych kubełków i najwyższego fragmentu.

• Start

Zaczyna od zdefiniowania kilku zmiennych i uzyskania rzeczywistego rozmiaru, jaki musi mieć przestrzeń pamięci żądania:

Rozpoczęcie _int_malloc

```c // From f942a732d3/malloc/malloc.c (L3847) static void * _int_malloc (mstate av, size_t bytes) { INTERNAL_SIZE_T nb; /* normalized request size */ unsigned int idx; /* associated bin index */ mbinptr bin; /* associated bin */

mchunkptr victim; /* inspected/selected chunk / INTERNAL_SIZE_T size; / its size / int victim_index; / its bin index */

mchunkptr remainder; /* remainder from a split / unsigned long remainder_size; / its size */

unsigned int block; /* bit map traverser / unsigned int bit; / bit map traverser / unsigned int map; / current word of binmap */

mchunkptr fwd; /* misc temp for linking / mchunkptr bck; / misc temp for linking */

#if USE_TCACHE size_t tcache_unsorted_count; /* count of unsorted chunks processed */ #endif

/* Convert request size to internal form by adding SIZE_SZ bytes overhead plus possibly more to obtain necessary alignment and/or to obtain a size of at least MINSIZE, the smallest allocatable size. Also, checked_request2size returns false for request sizes that are so large that they wrap around zero when padded and aligned. */

nb = checked_request2size (bytes); if (nb == 0) { __set_errno (ENOMEM); return NULL; }

</details>

### Strefa

W przypadku, gdy nie ma dostępnych aren, używa `sysmalloc` do pobrania fragmentu z `mmap`:

<details>

<summary>_int_malloc nie strefa</summary>
```c
// From https://github.com/bminor/glibc/blob/f942a732d37a96217ef828116ebe64a644db18d7/malloc/malloc.c#L3885C3-L3893C6
/* There are no usable arenas.  Fall back to sysmalloc to get a chunk from
mmap.  */
if (__glibc_unlikely (av == NULL))
{
void *p = sysmalloc (nb, av);
if (p != NULL)
alloc_perturb (p, bytes);
return p;
}

Fast Bin

Jeśli potrzebny rozmiar mieści się w rozmiarach Fast Bins, spróbuj użyć fragmentu z fast bin. W zasadzie, na podstawie rozmiaru znajdzie indeks fast bin, w którym powinny znajdować się poprawne fragmenty, i jeśli takie istnieją, zwróci jeden z nich.
Ponadto, jeśli tcache jest włączone, wypełni tcache bin tego rozmiaru fragmentami z fast bins.

Podczas wykonywania tych działań, tutaj wykonywane są pewne kontrole bezpieczeństwa:

• Jeśli fragment jest źle wyrównany: malloc(): wykryto źle wyrównany fragment fastbin 2
• Jeśli następny fragment jest źle wyrównany: malloc(): wykryto źle wyrównany fragment fastbin
• Jeśli zwrócony fragment ma rozmiar, który nie jest poprawny ze względu na jego indeks w fast bin: malloc(): korupcja pamięci (fast)
• Jeśli którykolwiek fragment użyty do wypełnienia tcache jest źle wyrównany: malloc(): wykryto źle wyrównany fragment fastbin 3

_int_malloc fast bin

```c // From f942a732d3/malloc/malloc.c (L3895C3-L3967C6) /* If the size qualifies as a fastbin, first check corresponding bin. This code is safe to execute even if av is not yet initialized, so we can try it without checking, which saves some time on this fast path. */

#define REMOVE_FB(fb, victim, pp)
do
{
victim = pp;
if (victim == NULL)
break;
pp = REVEAL_PTR (victim->fd);
if (__glibc_unlikely (pp != NULL && misaligned_chunk (pp)))
malloc_printerr ("malloc(): unaligned fastbin chunk detected");
}
while ((pp = catomic_compare_and_exchange_val_acq (fb, pp, victim))
!= victim); \

if ((unsigned long) (nb) <= (unsigned long) (get_max_fast ())) { idx = fastbin_index (nb); mfastbinptr *fb = &fastbin (av, idx); mchunkptr pp; victim = *fb;

if (victim != NULL) { if (__glibc_unlikely (misaligned_chunk (victim))) malloc_printerr ("malloc(): unaligned fastbin chunk detected 2");

if (SINGLE_THREAD_P) fb = REVEAL_PTR (victim->fd); else REMOVE_FB (fb, pp, victim); if (__glibc_likely (victim != NULL)) { size_t victim_idx = fastbin_index (chunksize (victim)); if (__builtin_expect (victim_idx != idx, 0)) malloc_printerr ("malloc(): memory corruption (fast)"); check_remalloced_chunk (av, victim, nb); #if USE_TCACHE / While we're here, if we see other chunks of the same size, stash them in the tcache. */ size_t tc_idx = csize2tidx (nb); if (tcache != NULL && tc_idx < mp_.tcache_bins) { mchunkptr tc_victim;

/* While bin not empty and tcache not full, copy chunks. */ while (tcache->counts[tc_idx] < mp_.tcache_count && (tc_victim = *fb) != NULL) { if (__glibc_unlikely (misaligned_chunk (tc_victim))) malloc_printerr ("malloc(): unaligned fastbin chunk detected 3"); if (SINGLE_THREAD_P) *fb = REVEAL_PTR (tc_victim->fd); else { REMOVE_FB (fb, pp, tc_victim); if (__glibc_unlikely (tc_victim == NULL)) break; } tcache_put (tc_victim, tc_idx); } } #endif void *p = chunk2mem (victim); alloc_perturb (p, bytes); return p; } } }

</details>

### Mały blok

Jak wskazano w komentarzu, małe bloki przechowują jeden rozmiar na indeks, dlatego sprawdzenie, czy dostępny jest ważny fragment, jest bardzo szybkie, dlatego po szybkich blokach sprawdzane są małe bloki.

Pierwsza kontrola polega na sprawdzeniu, czy żądany rozmiar może znajdować się w małym bloku. W takim przypadku uzyskaj odpowiadający **indeks** wewnątrz małego bloku i sprawdź, czy jest **dostępny jakiś fragment**.

Następnie wykonywana jest kontrola bezpieczeństwa sprawdzająca:

* &#x20;jeśli `victim->bk->fd = victim`. Aby sprawdzić, czy oba fragmenty są poprawnie połączone.

W takim przypadku fragment **otrzymuje bit `inuse`,** lista podwójnie połączona jest naprawiana, więc ten fragment znika z niej (ponieważ będzie używany), a ustawiany jest bit niegłównej areny, jeśli jest to konieczne.

W końcu **wypełnij indeks tcache żądanego rozmiaru** innymi fragmentami wewnątrz małego bloku (jeśli takie istnieją).

<details>

<summary>_int_malloc mały blok</summary>
```c
// From https://github.com/bminor/glibc/blob/f942a732d37a96217ef828116ebe64a644db18d7/malloc/malloc.c#L3895C3-L3967C6

/*
If a small request, check regular bin.  Since these "smallbins"
hold one size each, no searching within bins is necessary.
(For a large request, we need to wait until unsorted chunks are
processed to find best fit. But for small ones, fits are exact
anyway, so we can check now, which is faster.)
*/

if (in_smallbin_range (nb))
{
idx = smallbin_index (nb);
bin = bin_at (av, idx);

if ((victim = last (bin)) != bin)
{
bck = victim->bk;
if (__glibc_unlikely (bck->fd != victim))
malloc_printerr ("malloc(): smallbin double linked list corrupted");
set_inuse_bit_at_offset (victim, nb);
bin->bk = bck;
bck->fd = bin;

if (av != &main_arena)
set_non_main_arena (victim);
check_malloced_chunk (av, victim, nb);
#if USE_TCACHE
/* While we're here, if we see other chunks of the same size,
stash them in the tcache.  */
size_t tc_idx = csize2tidx (nb);
if (tcache != NULL && tc_idx < mp_.tcache_bins)
{
mchunkptr tc_victim;

/* While bin not empty and tcache not full, copy chunks over.  */
while (tcache->counts[tc_idx] < mp_.tcache_count
&& (tc_victim = last (bin)) != bin)
{
if (tc_victim != 0)
{
bck = tc_victim->bk;
set_inuse_bit_at_offset (tc_victim, nb);
if (av != &main_arena)
set_non_main_arena (tc_victim);
bin->bk = bck;
bck->fd = bin;

tcache_put (tc_victim, tc_idx);
}
}
}
#endif
void *p = chunk2mem (victim);
alloc_perturb (p, bytes);
return p;
}
}

malloc_consolidate

Jeśli to nie był mały kawałek, to jest to duży kawałek, a w tym przypadku wywoływane jest malloc_consolidate, aby uniknąć fragmentacji pamięci.

```c /* If this is a large request, consolidate fastbins before continuing. While it might look excessive to kill all fastbins before even seeing if there is space available, this avoids fragmentation problems normally associated with fastbins. Also, in practice, programs tend to have runs of either small or large requests, but less often mixtures, so consolidation is not invoked all that often in most programs. And the programs that it is called frequently in otherwise tend to fragment. */

else { idx = largebin_index (nb); if (atomic_load_relaxed (&av->have_fastchunks)) malloc_consolidate (av); }

</details>

Funkcja konsolidacji malloca usuwa podstawowe bloki z szybkiego kubełka i umieszcza je w nieuporządkowanym kubełku. Po kolejnym mallocu te bloki zostaną zorganizowane w swoich odpowiednich małych/szybkich kubełkach.

Należy zauważyć, że podczas usuwania tych bloków, jeśli zostaną znalezione z poprzednimi lub następnymi blokami, które nie są używane, zostaną one **odłączone i scalone** przed umieszczeniem ostatecznego bloku w kubełku **nieuporządkowanym**.

Dla każdego bloku szybkiego kubełka wykonywane są kilka kontroli bezpieczeństwa:

* Jeśli blok jest niezgodny, wywołaj: `malloc_consolidate(): wykryto niezgodny blok szybkiego kubełka`
* Jeśli blok ma inną wielkość niż powinien z powodu indeksu, w którym się znajduje: `malloc_consolidate(): nieprawidłowa wielkość bloku`
* Jeśli poprzedni blok nie jest używany, a jego wielkość różni się od tej wskazanej przez `prev_chunk`: `uszkodzona wielkość vs. prev_size w fastbins`
```c
// https://github.com/bminor/glibc/blob/f942a732d37a96217ef828116ebe64a644db18d7/malloc/malloc.c#L4810C1-L4905C2

static void malloc_consolidate(mstate av)
{
mfastbinptr*    fb;                 /* current fastbin being consolidated */
mfastbinptr*    maxfb;              /* last fastbin (for loop control) */
mchunkptr       p;                  /* current chunk being consolidated */
mchunkptr       nextp;              /* next chunk to consolidate */
mchunkptr       unsorted_bin;       /* bin header */
mchunkptr       first_unsorted;     /* chunk to link to */

/* These have same use as in free() */
mchunkptr       nextchunk;
INTERNAL_SIZE_T size;
INTERNAL_SIZE_T nextsize;
INTERNAL_SIZE_T prevsize;
int             nextinuse;

atomic_store_relaxed (&av->have_fastchunks, false);

unsorted_bin = unsorted_chunks(av);

/*
Remove each chunk from fast bin and consolidate it, placing it
then in unsorted bin. Among other reasons for doing this,
placing in unsorted bin avoids needing to calculate actual bins
until malloc is sure that chunks aren't immediately going to be
reused anyway.
*/

maxfb = &fastbin (av, NFASTBINS - 1);
fb = &fastbin (av, 0);
do {
p = atomic_exchange_acquire (fb, NULL);
if (p != 0) {
do {
{
if (__glibc_unlikely (misaligned_chunk (p)))
malloc_printerr ("malloc_consolidate(): "
"unaligned fastbin chunk detected");

unsigned int idx = fastbin_index (chunksize (p));
if ((&fastbin (av, idx)) != fb)
malloc_printerr ("malloc_consolidate(): invalid chunk size");
}

check_inuse_chunk(av, p);
nextp = REVEAL_PTR (p->fd);

/* Slightly streamlined version of consolidation code in free() */
size = chunksize (p);
nextchunk = chunk_at_offset(p, size);
nextsize = chunksize(nextchunk);

if (!prev_inuse(p)) {
prevsize = prev_size (p);
size += prevsize;
p = chunk_at_offset(p, -((long) prevsize));
if (__glibc_unlikely (chunksize(p) != prevsize))
malloc_printerr ("corrupted size vs. prev_size in fastbins");
unlink_chunk (av, p);
}

if (nextchunk != av->top) {
nextinuse = inuse_bit_at_offset(nextchunk, nextsize);

if (!nextinuse) {
size += nextsize;
unlink_chunk (av, nextchunk);
} else
clear_inuse_bit_at_offset(nextchunk, 0);

first_unsorted = unsorted_bin->fd;
unsorted_bin->fd = p;
first_unsorted->bk = p;

if (!in_smallbin_range (size)) {
p->fd_nextsize = NULL;
p->bk_nextsize = NULL;
}

set_head(p, size | PREV_INUSE);
p->bk = unsorted_bin;
p->fd = first_unsorted;
set_foot(p, size);
}

else {
size += nextsize;
set_head(p, size | PREV_INUSE);
av->top = p;
}

} while ( (p = nextp) != 0);

}
} while (fb++ != maxfb);
}

Nieposortowany blok

Nadszedł czas, aby sprawdzić nieposortowany blok w poszukiwaniu potencjalnego poprawnego fragmentu do użycia.

Rozpoczęcie

Zaczynamy od dużego pętli, która będzie przeszukiwać nieposortowany blok w kierunku bk aż do momentu dotarcia do końca (struktura areny) za pomocą while ((victim = unsorted_chunks (av)->bk) != unsorted_chunks (av))

Ponadto, po każdym rozważeniu nowego fragmentu wykonywane są pewne kontrole bezpieczeństwa:

• Jeśli rozmiar fragmentu jest dziwny (za mały lub za duży): malloc(): invalid size (unsorted)
• Jeśli rozmiar następnego fragmentu jest dziwny (za mały lub za duży): malloc(): invalid next size (unsorted)
• Jeśli rozmiar poprzedniego wskazanego przez następny fragment różni się od rozmiaru fragmentu: malloc(): mismatching next->prev_size (unsorted)
• Jeśli nie victim->bck->fd == victim lub nie victim->fd == av (arena): malloc(): unsorted double linked list corrupted
• Ponieważ zawsze sprawdzamy ostatni, jego fd powinien zawsze wskazywać na strukturę areny.
• Jeśli następny fragment nie wskazuje, że poprzedni jest w użyciu: malloc(): invalid next->prev_inuse (unsorted)

_int_malloc rozpoczęcie nieposortowanego bloku

```c /* Process recently freed or remaindered chunks, taking one only if it is exact fit, or, if this a small request, the chunk is remainder from the most recent non-exact fit. Place other traversed chunks in bins. Note that this step is the only place in any routine where chunks are placed in bins.

The outer loop here is needed because we might not realize until near the end of malloc that we should have consolidated, so must do so and retry. This happens at most once, and only when we would otherwise need to expand memory to service a "small" request. */

#if USE_TCACHE INTERNAL_SIZE_T tcache_nb = 0; size_t tc_idx = csize2tidx (nb); if (tcache != NULL && tc_idx < mp_.tcache_bins) tcache_nb = nb; int return_cached = 0;

tcache_unsorted_count = 0; #endif

for (;; ) { int iters = 0; while ((victim = unsorted_chunks (av)->bk) != unsorted_chunks (av)) { bck = victim->bk; size = chunksize (victim); mchunkptr next = chunk_at_offset (victim, size);

if (__glibc_unlikely (size <= CHUNK_HDR_SZ) || __glibc_unlikely (size > av->system_mem)) malloc_printerr ("malloc(): invalid size (unsorted)"); if (__glibc_unlikely (chunksize_nomask (next) < CHUNK_HDR_SZ) || __glibc_unlikely (chunksize_nomask (next) > av->system_mem)) malloc_printerr ("malloc(): invalid next size (unsorted)"); if (__glibc_unlikely ((prev_size (next) & ~(SIZE_BITS)) != size)) malloc_printerr ("malloc(): mismatching next->prev_size (unsorted)"); if (__glibc_unlikely (bck->fd != victim) || __glibc_unlikely (victim->fd != unsorted_chunks (av))) malloc_printerr ("malloc(): unsorted double linked list corrupted"); if (__glibc_unlikely (prev_inuse (next))) malloc_printerr ("malloc(): invalid next->prev_inuse (unsorted)");

</details>

#### jeśli `in_smallbin_range`

Jeśli kawałek jest większy niż żądany rozmiar, użyj go i ustaw resztę przestrzeni kawałka na listę nieuporządkowaną oraz zaktualizuj `last_remainder` z nim.

<details>

<summary><code>_int_malloc</code> lista nieuporządkowana <code>in_smallbin_range</code></summary>
```c
// From https://github.com/bminor/glibc/blob/master/malloc/malloc.c#L4090C11-L4124C14

/*
If a small request, try to use last remainder if it is the
only chunk in unsorted bin.  This helps promote locality for
runs of consecutive small requests. This is the only
exception to best-fit, and applies only when there is
no exact fit for a small chunk.
*/

if (in_smallbin_range (nb) &&
bck == unsorted_chunks (av) &&
victim == av->last_remainder &&
(unsigned long) (size) > (unsigned long) (nb + MINSIZE))
{
/* split and reattach remainder */
remainder_size = size - nb;
remainder = chunk_at_offset (victim, nb);
unsorted_chunks (av)->bk = unsorted_chunks (av)->fd = remainder;
av->last_remainder = remainder;
remainder->bk = remainder->fd = unsorted_chunks (av);
if (!in_smallbin_range (remainder_size))
{
remainder->fd_nextsize = NULL;
remainder->bk_nextsize = NULL;
}

set_head (victim, nb | PREV_INUSE |
(av != &main_arena ? NON_MAIN_ARENA : 0));
set_head (remainder, remainder_size | PREV_INUSE);
set_foot (remainder, remainder_size);

check_malloced_chunk (av, victim, nb);
void *p = chunk2mem (victim);
alloc_perturb (p, bytes);
return p;
}

Jeśli to się powiodło, zwróć fragment i koniec, jeśli nie, kontynuuj wykonywanie funkcji...

jeśli rozmiar jest równy

Kontynuuj usuwanie fragmentu z pojemnika, jeśli żądany rozmiar jest dokładnie taki sam jak rozmiar fragmentu:

• Jeśli pamięć podręczna (tcache) nie jest wypełniona, dodaj ją do pamięci podręcznej (tcache) i kontynuuj wskazując, że istnieje fragment pamięci podręcznej (tcache), który można wykorzystać
• Jeśli pamięć podręczna (tcache) jest pełna, po prostu jej użyj, zwracając ją

_int_malloc nieposortowany pojemnik o równym rozmiarze

```c // From https://github.com/bminor/glibc/blob/master/malloc/malloc.c#L4126C11-L4157C14

/* remove from unsorted list */ unsorted_chunks (av)->bk = bck; bck->fd = unsorted_chunks (av);

/* Take now instead of binning if exact fit */

if (size == nb) { set_inuse_bit_at_offset (victim, size); if (av != &main_arena) set_non_main_arena (victim); #if USE_TCACHE /* Fill cache first, return to user only if cache fills. We may return one of these chunks later. */ if (tcache_nb > 0 && tcache->counts[tc_idx] < mp_.tcache_count) { tcache_put (victim, tc_idx); return_cached = 1; continue; } else { #endif check_malloced_chunk (av, victim, nb); void *p = chunk2mem (victim); alloc_perturb (p, bytes); return p; #if USE_TCACHE } #endif }

</details>

Jeśli kawałek nie został zwrócony ani dodany do tcache, kontynuuj z kodem...

#### umieść kawałek w pojemniku

Przechowaj sprawdzony kawałek w małym pojemniku lub w dużym pojemniku zgodnie z rozmiarem kawałka (utrzymując odpowiednią organizację dużego pojemnika).

Wykonywane są kontrole bezpieczeństwa, aby upewnić się, że zarówno lista podwójnie połączona dużego pojemnika, jak i lista podwójnie połączona dużego pojemnika nie są uszkodzone:

* Jeśli `fwd->bk_nextsize->fd_nextsize != fwd`: `malloc(): lista podwójnie połączona dużego pojemnika jest uszkodzona (nextsize)`
* Jeśli `fwd->bk->fd != fwd`: `malloc(): lista podwójnie połączona dużego pojemnika jest uszkodzona (bk)`

<details>

<summary><code>_int_malloc</code> umieść kawałek w pojemniku</summary>
```c
/* place chunk in bin */

if (in_smallbin_range (size))
{
victim_index = smallbin_index (size);
bck = bin_at (av, victim_index);
fwd = bck->fd;
}
else
{
victim_index = largebin_index (size);
bck = bin_at (av, victim_index);
fwd = bck->fd;

/* maintain large bins in sorted order */
if (fwd != bck)
{
/* Or with inuse bit to speed comparisons */
size |= PREV_INUSE;
/* if smaller than smallest, bypass loop below */
assert (chunk_main_arena (bck->bk));
if ((unsigned long) (size)
< (unsigned long) chunksize_nomask (bck->bk))
{
fwd = bck;
bck = bck->bk;

victim->fd_nextsize = fwd->fd;
victim->bk_nextsize = fwd->fd->bk_nextsize;
fwd->fd->bk_nextsize = victim->bk_nextsize->fd_nextsize = victim;
}
else
{
assert (chunk_main_arena (fwd));
while ((unsigned long) size < chunksize_nomask (fwd))
{
fwd = fwd->fd_nextsize;
assert (chunk_main_arena (fwd));
}

if ((unsigned long) size
== (unsigned long) chunksize_nomask (fwd))
/* Always insert in the second position.  */
fwd = fwd->fd;
else
{
victim->fd_nextsize = fwd;
victim->bk_nextsize = fwd->bk_nextsize;
if (__glibc_unlikely (fwd->bk_nextsize->fd_nextsize != fwd))
malloc_printerr ("malloc(): largebin double linked list corrupted (nextsize)");
fwd->bk_nextsize = victim;
victim->bk_nextsize->fd_nextsize = victim;
}
bck = fwd->bk;
if (bck->fd != fwd)
malloc_printerr ("malloc(): largebin double linked list corrupted (bk)");
}
}
else
victim->fd_nextsize = victim->bk_nextsize = victim;
}

mark_bin (av, victim_index);
victim->bk = bck;
victim->fd = fwd;
fwd->bk = victim;
bck->fd = victim;

Limity funkcji _int_malloc

W tym momencie, jeśli jakiś fragment został przechowywany w tcache i może zostać użyty, a limit został osiągnięty, po prostu zwróć fragment tcache.

Co więcej, jeśli osiągnięto MAX_ITERS, przerwij pętlę i pobierz fragment w inny sposób (górny fragment).

Jeśli ustawiono return_cached, po prostu zwróć fragment z tcache, aby uniknąć większych wyszukiwań.

// From https://github.com/bminor/glibc/blob/master/malloc/malloc.c#L4227C1-L4250C7

#if USE_TCACHE
/* If we've processed as many chunks as we're allowed while
filling the cache, return one of the cached ones.  */
++tcache_unsorted_count;
if (return_cached
&& mp_.tcache_unsorted_limit > 0
&& tcache_unsorted_count > mp_.tcache_unsorted_limit)
{
return tcache_get (tc_idx);
}
#endif

#define MAX_ITERS       10000
if (++iters >= MAX_ITERS)
break;
}

#if USE_TCACHE
/* If all the small chunks we found ended up cached, return one now.  */
if (return_cached)
{
return tcache_get (tc_idx);
}
#endif

Jeśli limity nie zostały osiągnięte, kontynuuj z kodem...

Duży kubełek (według indeksu)

Jeśli żądanie jest duże (nie znajduje się w małym kubełku) i nie zwróciliśmy jeszcze żadnego fragmentu, pobierz indeks żądanej wielkości w dużym kubełku, sprawdź, czy nie jest pusty lub czy największy fragment w tym kubełku jest większy niż żądana wielkość, a w takim przypadku znajdź najmniejszy fragment, który można wykorzystać dla żądanej wielkości.

Jeśli pozostała przestrzeń z ostatecznie użytego fragmentu może być nowym fragmentem, dodaj go do kubełka nieuporządkowanego, a ostatnia_pamięć jest aktualizowana.

Wykonywana jest kontrola bezpieczeństwa podczas dodawania przypomnienia do kubełka nieuporządkowanego:

• bck->fd-> bk != bck: malloc(): uszkodzone nieuporządkowane fragmenty

_int_malloc Duży kubełek (według indeksu)

```c // From https://github.com/bminor/glibc/blob/master/malloc/malloc.c#L4252C7-L4317C10

/* If a large request, scan through the chunks of current bin in sorted order to find smallest that fits. Use the skip list for this. */

if (!in_smallbin_range (nb)) { bin = bin_at (av, idx);

/* skip scan if empty or largest chunk is too small */ if ((victim = first (bin)) != bin && (unsigned long) chunksize_nomask (victim)

= (unsigned long) (nb)) { victim = victim->bk_nextsize; while (((unsigned long) (size = chunksize (victim)) < (unsigned long) (nb))) victim = victim->bk_nextsize;

/* Avoid removing the first entry for a size so that the skip list does not have to be rerouted. */ if (victim != last (bin) && chunksize_nomask (victim) == chunksize_nomask (victim->fd)) victim = victim->fd;

remainder_size = size - nb; unlink_chunk (av, victim);

/* Exhaust / if (remainder_size < MINSIZE) { set_inuse_bit_at_offset (victim, size); if (av != &main_arena) set_non_main_arena (victim); } / Split / else { remainder = chunk_at_offset (victim, nb); / We cannot assume the unsorted list is empty and therefore have to perform a complete insert here. */ bck = unsorted_chunks (av); fwd = bck->fd; if (__glibc_unlikely (fwd->bk != bck)) malloc_printerr ("malloc(): corrupted unsorted chunks"); last_re->bk = bck; remainder->fd = fwd; bck->fd = remainder; fwd->bk = remainder; if (!in_smallbin_range (remainder_size)) { remainder->fd_nextsize = NULL; remainder->bk_nextsize = NULL; } set_head (victim, nb | PREV_INUSE | (av != &main_arena ? NON_MAIN_ARENA : 0)); set_head (remainder, remainder_size | PREV_INUSE); set_foot (remainder, remainder_size); } check_malloced_chunk (av, victim, nb); void *p = chunk2mem (victim); alloc_perturb (p, bytes); return p; } }

</details>

Jeśli kawałek nie zostanie znaleziony odpowiedni, kontynuuj

### Duży kubełek (następnie większy)

Jeśli w dokładnym dużym kubełku nie ma żadnego kawałka, który mógłby być użyty, zacznij iterować przez wszystkie kolejne duże kubełki (zaczynając od natychmiast większego), aż zostanie znaleziony (jeśli taki istnieje).

Reszta podzielonego kawałka jest dodawana do kubełka nieuporządkowanego, ostatnia reszta jest aktualizowana, a wykonywana jest ta sama kontrola bezpieczeństwa:

* `bck->fd-> bk != bck`: `malloc(): corrupted unsorted chunks2`

<details>

<summary><code>_int_malloc</code> Duży kubełek (następnie większy)</summary>
```c
// From https://github.com/bminor/glibc/blob/master/malloc/malloc.c#L4319C7-L4425C10

/*
Search for a chunk by scanning bins, starting with next largest
bin. This search is strictly by best-fit; i.e., the smallest
(with ties going to approximately the least recently used) chunk
that fits is selected.

The bitmap avoids needing to check that most blocks are nonempty.
The particular case of skipping all bins during warm-up phases
when no chunks have been returned yet is faster than it might look.
*/

++idx;
bin = bin_at (av, idx);
block = idx2block (idx);
map = av->binmap[block];
bit = idx2bit (idx);

for (;; )
{
/* Skip rest of block if there are no more set bits in this block.  */
if (bit > map || bit == 0)
{
do
{
if (++block >= BINMAPSIZE) /* out of bins */
goto use_top;
}
while ((map = av->binmap[block]) == 0);

bin = bin_at (av, (block << BINMAPSHIFT));
bit = 1;
}

/* Advance to bin with set bit. There must be one. */
while ((bit & map) == 0)
{
bin = next_bin (bin);
bit <<= 1;
assert (bit != 0);
}

/* Inspect the bin. It is likely to be non-empty */
victim = last (bin);

/*  If a false alarm (empty bin), clear the bit. */
if (victim == bin)
{
av->binmap[block] = map &= ~bit; /* Write through */
bin = next_bin (bin);
bit <<= 1;
}

else
{
size = chunksize (victim);

/*  We know the first chunk in this bin is big enough to use. */
assert ((unsigned long) (size) >= (unsigned long) (nb));

remainder_size = size - nb;

/* unlink */
unlink_chunk (av, victim);

/* Exhaust */
if (remainder_size < MINSIZE)
{
set_inuse_bit_at_offset (victim, size);
if (av != &main_arena)
set_non_main_arena (victim);
}

/* Split */
else
{
remainder = chunk_at_offset (victim, nb);

/* We cannot assume the unsorted list is empty and therefore
have to perform a complete insert here.  */
bck = unsorted_chunks (av);
fwd = bck->fd;
if (__glibc_unlikely (fwd->bk != bck))
malloc_printerr ("malloc(): corrupted unsorted chunks 2");
remainder->bk = bck;
remainder->fd = fwd;
bck->fd = remainder;
fwd->bk = remainder;

/* advertise as last remainder */
if (in_smallbin_range (nb))
av->last_remainder = remainder;
if (!in_smallbin_range (remainder_size))
{
remainder->fd_nextsize = NULL;
remainder->bk_nextsize = NULL;
}
set_head (victim, nb | PREV_INUSE |
(av != &main_arena ? NON_MAIN_ARENA : 0));
set_head (remainder, remainder_size | PREV_INUSE);
set_foot (remainder, remainder_size);
}
check_malloced_chunk (av, victim, nb);
void *p = chunk2mem (victim);
alloc_perturb (p, bytes);
return p;
}
}

Górny kawałek

W tym momencie nadszedł czas, aby uzyskać nowy kawałek z Górnego kawałka (jeśli jest wystarczająco duży).

Zaczyna się od sprawdzenia bezpieczeństwa, upewniając się, że rozmiar kawałka nie jest zbyt duży (uszkodzony):

• chunksize(av->top) > av->system_mem: malloc(): uszkodzony rozmiar górnego kawałka

Następnie zostanie użyte miejsce z górnego kawałka, jeśli jest wystarczająco duże, aby utworzyć kawałek o żądanym rozmiarze.
Jeśli nie ma wystarczająco dużo miejsca, a istnieją szybkie kawałki, zostaną one scalone, a następnie spróbowane ponownie.
W końcu, jeśli nie ma wystarczająco dużo miejsca, użyj sysmalloc, aby zaalokować odpowiedni rozmiar.

_int_malloc Górny kawałek

```c use_top: /* If large enough, split off the chunk bordering the end of memory (held in av->top). Note that this is in accord with the best-fit search rule. In effect, av->top is treated as larger (and thus less well fitting) than any other available chunk since it can be extended to be as large as necessary (up to system limitations).

We require that av->top always exists (i.e., has size >= MINSIZE) after initialization, so if it would otherwise be exhausted by current request, it is replenished. (The main reason for ensuring it exists is that we may need MINSIZE space to put in fenceposts in sysmalloc.) */

victim = av->top; size = chunksize (victim);

if (__glibc_unlikely (size > av->system_mem)) malloc_printerr ("malloc(): corrupted top size");

if ((unsigned long) (size) >= (unsigned long) (nb + MINSIZE)) { remainder_size = size - nb; remainder = chunk_at_offset (victim, nb); av->top = remainder; set_head (victim, nb | PREV_INUSE | (av != &main_arena ? NON_MAIN_ARENA : 0)); set_head (remainder, remainder_size | PREV_INUSE);

check_malloced_chunk (av, victim, nb); void *p = chunk2mem (victim); alloc_perturb (p, bytes); return p; }

/* When we are using atomic ops to free fast chunks we can get here for all block sizes. / else if (atomic_load_relaxed (&av->have_fastchunks)) { malloc_consolidate (av); / restore original bin index */ if (in_smallbin_range (nb)) idx = smallbin_index (nb); else idx = largebin_index (nb); }

/* Otherwise, relay to handle system-dependent cases */ else { void *p = sysmalloc (nb, av); if (p != NULL) alloc_perturb (p, bytes); return p; } } }

### sysmalloc

### rozpoczęcie sysmalloc

Jeśli arena jest pusta lub żądany rozmiar jest zbyt duży (i pozostały dozwolone mmaps), użyj `sysmalloc_mmap` do zaalokowania przestrzeni i zwróć ją.
```c
// From https://github.com/bminor/glibc/blob/f942a732d37a96217ef828116ebe64a644db18d7/malloc/malloc.c#L2531

/*
sysmalloc handles malloc cases requiring more memory from the system.
On entry, it is assumed that av->top does not have enough
space to service request for nb bytes, thus requiring that av->top
be extended or replaced.
*/

static void *
sysmalloc (INTERNAL_SIZE_T nb, mstate av)
{
mchunkptr old_top;              /* incoming value of av->top */
INTERNAL_SIZE_T old_size;       /* its size */
char *old_end;                  /* its end address */

long size;                      /* arg to first MORECORE or mmap call */
char *brk;                      /* return value from MORECORE */

long correction;                /* arg to 2nd MORECORE call */
char *snd_brk;                  /* 2nd return val */

INTERNAL_SIZE_T front_misalign; /* unusable bytes at front of new space */
INTERNAL_SIZE_T end_misalign;   /* partial page left at end of new space */
char *aligned_brk;              /* aligned offset into brk */

mchunkptr p;                    /* the allocated/returned chunk */
mchunkptr remainder;            /* remainder from allocation */
unsigned long remainder_size;   /* its size */


size_t pagesize = GLRO (dl_pagesize);
bool tried_mmap = false;


/*
If have mmap, and the request size meets the mmap threshold, and
the system supports mmap, and there are few enough currently
allocated mmapped regions, try to directly map this request
rather than expanding top.
*/

if (av == NULL
|| ((unsigned long) (nb) >= (unsigned long) (mp_.mmap_threshold)
&& (mp_.n_mmaps < mp_.n_mmaps_max)))
{
char *mm;
if (mp_.hp_pagesize > 0 && nb >= mp_.hp_pagesize)
{
/* There is no need to issue the THP madvise call if Huge Pages are
used directly.  */
mm = sysmalloc_mmap (nb, mp_.hp_pagesize, mp_.hp_flags, av);
if (mm != MAP_FAILED)
return mm;
}
mm = sysmalloc_mmap (nb, pagesize, 0, av);
if (mm != MAP_FAILED)
return mm;
tried_mmap = true;
}

/* There are no usable arenas and mmap also failed.  */
if (av == NULL)
return 0;

Sprawdzanie sysmalloc

Zaczyna od uzyskania informacji o starym szczycie bloku i sprawdzenia, czy niektóre z następujących warunków są spełnione:

• Stary rozmiar sterty wynosi 0 (nowa sterta)
• Rozmiar poprzedniej sterty jest większy niż MINSIZE, a stary Top jest w użyciu
• Sterta jest wyrównana do rozmiaru strony (0x1000, więc dolne 12 bitów muszą być równe 0)

Następnie sprawdza również, czy:

• Stary rozmiar nie ma wystarczająco miejsca, aby utworzyć kawałek o żądanym rozmiarze

Sprawdzanie sysmalloc

```c /* Record incoming configuration of top */

old_top = av->top; old_size = chunksize (old_top); old_end = (char *) (chunk_at_offset (old_top, old_size));

brk = snd_brk = (char *) (MORECORE_FAILURE);

/* If not the first time through, we require old_size to be at least MINSIZE and to have prev_inuse set. */

assert ((old_top == initial_top (av) && old_size == 0) || ((unsigned long) (old_size) >= MINSIZE && prev_inuse (old_top) && ((unsigned long) old_end & (pagesize - 1)) == 0));

/* Precondition: not enough current space to satisfy nb request */ assert ((unsigned long) (old_size) < (unsigned long) (nb + MINSIZE));

### sysmalloc nie główna arena

Najpierw spróbuje **rozszerzyć** poprzedni stert dla tego sterty. Jeśli to nie jest możliwe, spróbuj **przydzielić nową stertę** i zaktualizuj wskaźniki, aby móc jej użyć.\
W końcu, jeśli to nie zadziała, spróbuj wywołać **`sysmalloc_mmap`**. 

</details>
```c
if (av != &main_arena)
{
heap_info *old_heap, *heap;
size_t old_heap_size;

/* First try to extend the current heap. */
old_heap = heap_for_ptr (old_top);
old_heap_size = old_heap->size;
if ((long) (MINSIZE + nb - old_size) > 0
&& grow_heap (old_heap, MINSIZE + nb - old_size) == 0)
{
av->system_mem += old_heap->size - old_heap_size;
set_head (old_top, (((char *) old_heap + old_heap->size) - (char *) old_top)
| PREV_INUSE);
}
else if ((heap = new_heap (nb + (MINSIZE + sizeof (*heap)), mp_.top_pad)))
{
/* Use a newly allocated heap.  */
heap->ar_ptr = av;
heap->prev = old_heap;
av->system_mem += heap->size;
/* Set up the new top.  */
top (av) = chunk_at_offset (heap, sizeof (*heap));
set_head (top (av), (heap->size - sizeof (*heap)) | PREV_INUSE);

/* Setup fencepost and free the old top chunk with a multiple of
MALLOC_ALIGNMENT in size. */
/* The fencepost takes at least MINSIZE bytes, because it might
become the top chunk again later.  Note that a footer is set
up, too, although the chunk is marked in use. */
old_size = (old_size - MINSIZE) & ~MALLOC_ALIGN_MASK;
set_head (chunk_at_offset (old_top, old_size + CHUNK_HDR_SZ),
0 | PREV_INUSE);
if (old_size >= MINSIZE)
{
set_head (chunk_at_offset (old_top, old_size),
CHUNK_HDR_SZ | PREV_INUSE);
set_foot (chunk_at_offset (old_top, old_size), CHUNK_HDR_SZ);
set_head (old_top, old_size | PREV_INUSE | NON_MAIN_ARENA);
_int_free (av, old_top, 1);
}
else
{
set_head (old_top, (old_size + CHUNK_HDR_SZ) | PREV_INUSE);
set_foot (old_top, (old_size + CHUNK_HDR_SZ));
}
}
else if (!tried_mmap)
{
/* We can at least try to use to mmap memory.  If new_heap fails
it is unlikely that trying to allocate huge pages will
succeed.  */
char *mm = sysmalloc_mmap (nb, pagesize, 0, av);
if (mm != MAP_FAILED)
return mm;
}
}

Główna arena sysmalloc

Zaczyna obliczać potrzebną ilość pamięci. Rozpocznie od żądania ciągłej pamięci, dzięki czemu będzie można wykorzystać starą pamięć niewykorzystaną. Wykonywane są również pewne operacje wyrównania.

// From https://github.com/bminor/glibc/blob/f942a732d37a96217ef828116ebe64a644db18d7/malloc/malloc.c#L2665C1-L2713C10

else     /* av == main_arena */


{ /* Request enough space for nb + pad + overhead */
size = nb + mp_.top_pad + MINSIZE;

/*
If contiguous, we can subtract out existing space that we hope to
combine with new space. We add it back later only if
we don't actually get contiguous space.
*/

if (contiguous (av))
size -= old_size;

/*
Round to a multiple of page size or huge page size.
If MORECORE is not contiguous, this ensures that we only call it
with whole-page arguments.  And if MORECORE is contiguous and
this is not first time through, this preserves page-alignment of
previous calls. Otherwise, we correct to page-align below.
*/

#ifdef MADV_HUGEPAGE
/* Defined in brk.c.  */
extern void *__curbrk;
if (__glibc_unlikely (mp_.thp_pagesize != 0))
{
uintptr_t top = ALIGN_UP ((uintptr_t) __curbrk + size,
mp_.thp_pagesize);
size = top - (uintptr_t) __curbrk;
}
else
#endif
size = ALIGN_UP (size, GLRO(dl_pagesize));

/*
Don't try to call MORECORE if argument is so big as to appear
negative. Note that since mmap takes size_t arg, it may succeed
below even if we cannot call MORECORE.
*/

if (size > 0)
{
brk = (char *) (MORECORE (size));
if (brk != (char *) (MORECORE_FAILURE))
madvise_thp (brk, size);
LIBC_PROBE (memory_sbrk_more, 2, brk, size);
}

sysmalloc główna arena poprzedni błąd 1

Jeśli poprzednio zwrócono MORECORE_FAILURE, spróbuj ponownie przydzielić pamięć, używając sysmalloc_mmap_fallback

// From https://github.com/bminor/glibc/blob/f942a732d37a96217ef828116ebe64a644db18d7/malloc/malloc.c#L2715C7-L2740C10

if (brk == (char *) (MORECORE_FAILURE))
{
/*
If have mmap, try using it as a backup when MORECORE fails or
cannot be used. This is worth doing on systems that have "holes" in
address space, so sbrk cannot extend to give contiguous space, but
space is available elsewhere.  Note that we ignore mmap max count
and threshold limits, since the space will not be used as a
segregated mmap region.
*/

char *mbrk = MAP_FAILED;
if (mp_.hp_pagesize > 0)
mbrk = sysmalloc_mmap_fallback (&size, nb, old_size,
mp_.hp_pagesize, mp_.hp_pagesize,
mp_.hp_flags, av);
if (mbrk == MAP_FAILED)
mbrk = sysmalloc_mmap_fallback (&size, nb, old_size, MMAP_AS_MORECORE_SIZE,
pagesize, 0, av);
if (mbrk != MAP_FAILED)
{
/* We do not need, and cannot use, another sbrk call to find end */
brk = mbrk;
snd_brk = brk + size;
}
}

Kontynuacja głównej areny sysmalloc

Jeśli poprzednia operacja nie zwróciła MORECORE_FAILURE, jeśli zadziałała, utwórz pewne wyrównania:

Błąd 2 poprzedniej operacji głównej areny sysmalloc

```c // From f942a732d3/malloc/malloc.c (L2742)

if (brk != (char *) (MORECORE_FAILURE)) { if (mp_.sbrk_base == 0) mp_.sbrk_base = brk; av->system_mem += size;

/* If MORECORE extends previous space, we can likewise extend top size. */

if (brk == old_end && snd_brk == (char *) (MORECORE_FAILURE)) set_head (old_top, (size + old_size) | PREV_INUSE);

else if (contiguous (av) && old_size && brk < old_end) /* Oops! Someone else killed our space.. Can't touch anything. */ malloc_printerr ("break adjusted to free malloc space");

/* Otherwise, make adjustments:

• If the first time through or noncontiguous, we need to call sbrk just to find out where the end of memory lies.

• We need to ensure that all returned chunks from malloc will meet MALLOC_ALIGNMENT

• If there was an intervening foreign sbrk, we need to adjust sbrk request size to account for fact that we will not be able to combine new space with existing space in old_top.

• Almost all systems internally allocate whole pages at a time, in which case we might as well use the whole last page of request. So we allocate enough more memory to hit a page boundary now, which in turn causes future contiguous calls to page-align. */

else { front_misalign = 0; end_misalign = 0; correction = 0; aligned_brk = brk;

/* handle contiguous cases / if (contiguous (av)) { / Count foreign sbrk as system_mem. */ if (old_size) av->system_mem += brk - old_end;

/* Guarantee alignment of first new chunk made from this space */

front_misalign = (INTERNAL_SIZE_T) chunk2mem (brk) & MALLOC_ALIGN_MASK; if (front_misalign > 0) { /* Skip over some bytes to arrive at an aligned position. We don't need to specially mark these wasted front bytes. They will never be accessed anyway because prev_inuse of av->top (and any chunk created from its start) is always true after initialization. */

correction = MALLOC_ALIGNMENT - front_misalign; aligned_brk += correction; }

/* If this isn't adjacent to existing space, then we will not be able to merge with old_top space, so must add to 2nd request. */

correction += old_size;

/* Extend the end address to hit a page boundary */ end_misalign = (INTERNAL_SIZE_T) (brk + size + correction); correction += (ALIGN_UP (end_misalign, pagesize)) - end_misalign;

assert (correction >= 0); snd_brk = (char *) (MORECORE (correction));

/* If can't allocate correction, try to at least find out current brk. It might be enough to proceed without failing.

Note that if second sbrk did NOT fail, we assume that space is contiguous with first sbrk. This is a safe assumption unless program is multithreaded but doesn't use locks and a foreign sbrk occurred between our first and second calls. */

if (snd_brk == (char *) (MORECORE_FAILURE)) { correction = 0; snd_brk = (char *) (MORECORE (0)); } else madvise_thp (snd_brk, correction); }

/* handle non-contiguous cases / else { if (MALLOC_ALIGNMENT == CHUNK_HDR_SZ) / MORECORE/mmap must correctly align / assert (((unsigned long) chunk2mem (brk) & MALLOC_ALIGN_MASK) == 0); else { front_misalign = (INTERNAL_SIZE_T) chunk2mem (brk) & MALLOC_ALIGN_MASK; if (front_misalign > 0) { / Skip over some bytes to arrive at an aligned position. We don't need to specially mark these wasted front bytes. They will never be accessed anyway because prev_inuse of av->top (and any chunk created from its start) is always true after initialization. */

aligned_brk += MALLOC_ALIGNMENT - front_misalign; } }

/* Find out current end of memory */ if (snd_brk == (char *) (MORECORE_FAILURE)) { snd_brk = (char *) (MORECORE (0)); } }

/* Adjust top based on results of second sbrk */ if (snd_brk != (char *) (MORECORE_FAILURE)) { av->top = (mchunkptr) aligned_brk; set_head (av->top, (snd_brk - aligned_brk + correction) | PREV_INUSE); av->system_mem += correction;

/* If not the first time through, we either have a gap due to foreign sbrk or a non-contiguous region. Insert a double fencepost at old_top to prevent consolidation with space we don't own. These fenceposts are artificial chunks that are marked as inuse and are in any case too small to use. We need two to make sizes and alignments work out. */

if (old_size != 0) { /* Shrink old_top to insert fenceposts, keeping size a multiple of MALLOC_ALIGNMENT. We know there is at least enough space in old_top to do this. */ old_size = (old_size - 2 * CHUNK_HDR_SZ) & ~MALLOC_ALIGN_MASK; set_head (old_top, old_size | PREV_INUSE);

/* Note that the following assignments completely overwrite old_top when old_size was previously MINSIZE. This is intentional. We need the fencepost, even if old_top otherwise gets lost. */ set_head (chunk_at_offset (old_top, old_size), CHUNK_HDR_SZ | PREV_INUSE); set_head (chunk_at_offset (old_top, old_size + CHUNK_HDR_SZ), CHUNK_HDR_SZ | PREV_INUSE);

/* If possible, release the rest. / if (old_size >= MINSIZE) { _int_free (av, old_top, 1); } } } } } } / if (av != &main_arena) */

</details>

### sysmalloc finał

Zakończ alokację, aktualizując informacje areny
```c
// From https://github.com/bminor/glibc/blob/f942a732d37a96217ef828116ebe64a644db18d7/malloc/malloc.c#L2921C3-L2943C12

if ((unsigned long) av->system_mem > (unsigned long) (av->max_system_mem))
av->max_system_mem = av->system_mem;
check_malloc_state (av);

/* finally, do the allocation */
p = av->top;
size = chunksize (p);

/* check that one of the above allocation paths succeeded */
if ((unsigned long) (size) >= (unsigned long) (nb + MINSIZE))
{
remainder_size = size - nb;
remainder = chunk_at_offset (p, nb);
av->top = remainder;
set_head (p, nb | PREV_INUSE | (av != &main_arena ? NON_MAIN_ARENA : 0));
set_head (remainder, remainder_size | PREV_INUSE);
check_malloced_chunk (av, p, nb);
return chunk2mem (p);
}

/* catch all failure paths */
__set_errno (ENOMEM);
return 0;

sysmalloc_mmap

Kod sysmalloc_mmap

```c // From f942a732d3/malloc/malloc.c (L2392C1-L2481C2)

static void * sysmalloc_mmap (INTERNAL_SIZE_T nb, size_t pagesize, int extra_flags, mstate av) { long int size;

/* Round up size to nearest page. For mmapped chunks, the overhead is one SIZE_SZ unit larger than for normal chunks, because there is no following chunk whose prev_size field could be used.

See the front_misalign handling below, for glibc there is no need for further alignments unless we have have high alignment. */ if (MALLOC_ALIGNMENT == CHUNK_HDR_SZ) size = ALIGN_UP (nb + SIZE_SZ, pagesize); else size = ALIGN_UP (nb + SIZE_SZ + MALLOC_ALIGN_MASK, pagesize);

/* Don't try if size wraps around 0. */ if ((unsigned long) (size) <= (unsigned long) (nb)) return MAP_FAILED;

char *mm = (char *) MMAP (0, size, mtag_mmap_flags | PROT_READ | PROT_WRITE, extra_flags); if (mm == MAP_FAILED) return mm;

#ifdef MAP_HUGETLB if (!(extra_flags & MAP_HUGETLB)) madvise_thp (mm, size); #endif

__set_vma_name (mm, size, " glibc: malloc");

/* The offset to the start of the mmapped region is stored in the prev_size field of the chunk. This allows us to adjust returned start address to meet alignment requirements here and in memalign(), and still be able to compute proper address argument for later munmap in free() and realloc(). */

INTERNAL_SIZE_T front_misalign; /* unusable bytes at front of new space */

if (MALLOC_ALIGNMENT == CHUNK_HDR_SZ) { /* For glibc, chunk2mem increases the address by CHUNK_HDR_SZ and MALLOC_ALIGN_MASK is CHUNK_HDR_SZ-1. Each mmap'ed area is page aligned and therefore definitely MALLOC_ALIGN_MASK-aligned. */ assert (((INTERNAL_SIZE_T) chunk2mem (mm) & MALLOC_ALIGN_MASK) == 0); front_misalign = 0; } else front_misalign = (INTERNAL_SIZE_T) chunk2mem (mm) & MALLOC_ALIGN_MASK;

mchunkptr p; /* the allocated/returned chunk */

if (front_misalign > 0) { ptrdiff_t correction = MALLOC_ALIGNMENT - front_misalign; p = (mchunkptr) (mm + correction); set_prev_size (p, correction); set_head (p, (size - correction) | IS_MMAPPED); } else { p = (mchunkptr) mm; set_prev_size (p, 0); set_head (p, size | IS_MMAPPED); }

/* update statistics */ int new = atomic_fetch_add_relaxed (&mp_.n_mmaps, 1) + 1; atomic_max (&mp_.max_n_mmaps, new);

unsigned long sum; sum = atomic_fetch_add_relaxed (&mp_.mmapped_mem, size) + size; atomic_max (&mp_.max_mmapped_mem, sum);

check_chunk (av, p);

return chunk2mem (p); }

</details>

{% hint style="success" %}
Ucz się i praktykuj Hacking AWS: <img src="/.gitbook/assets/arte.png" alt="" data-size="line">[**HackTricks Training AWS Red Team Expert (ARTE)**](https://training.hacktricks.xyz/courses/arte)<img src="/.gitbook/assets/arte.png" alt="" data-size="line">\
Ucz się i praktykuj Hacking GCP: <img src="/.gitbook/assets/grte.png" alt="" data-size="line">[**HackTricks Training GCP Red Team Expert (GRTE)**<img src="/.gitbook/assets/grte.png" alt="" data-size="line">](https://training.hacktricks.xyz/courses/grte)

<details>

<summary>Wesprzyj HackTricks</summary>

* Sprawdź [**plany subskrypcyjne**](https://github.com/sponsors/carlospolop)!
* **Dołącz do** 💬 [**grupy Discord**](https://discord.gg/hRep4RUj7f) lub [**grupy telegramowej**](https://t.me/peass) lub **śledź** nas na **Twitterze** 🐦 [**@hacktricks\_live**](https://twitter.com/hacktricks\_live)**.**
* **Udostępniaj sztuczki hakerskie, przesyłając PR-y do** [**HackTricks**](https://github.com/carlospolop/hacktricks) i [**HackTricks Cloud**](https://github.com/carlospolop/hacktricks-cloud) repozytoriów na githubie.

</details>
{% endhint %}