house of orange 源码分析
前言
原来只知道 house of orange 打 unsorted bin ，碰到题目发现还可以打 fast bin ，今天就具体研究一下源码（glibc-2.23）。
分析
当所有的 bins 和 top chunk 都不满足分配要求，且 fast bin 合并后，再次循环中也找不到满足分配要求的 bin ，就会调用 sysmalloc 函数来分配空间。
if ((unsigned long) (size) >= (unsigned long) (nb + MINSIZE)) //使用 top chunk 分配
{
......
}
else if (have_fastchunks (av)) //合并 fast bin 后再次循环看是否有满足分配要求的 bin
{
......
}
else
{
void *p = sysmalloc (nb, av);
if (p != NULL)
alloc_perturb (p, bytes);
return p;
}
跟进 sysmalloc 函数看看
if (av == NULL
|| ((unsigned long) (nb) >= (unsigned long) (mp_.mmap_threshold)
&& (mp_.n_mmaps < mp_.n_mmaps_max))) //使用 mmap 分配内存
{
......
}
首先如果所需分配的大小满足 mmap 的阈值，而且 mmap 分配的内存块数小于最大值，就会使用 mmap() 向操作系统申请内存进行分配。
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);
保存当前 top chunk 的指针，大小和结束地址到临时变量中。
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));
检查 top chunk 的合法性，如果第一次调用本函数， top chunk 可能没有初始化，可能 old_size 为 0 ，如果 top chunk 已经初始化，则 top chunk 的大小必须大于等于 MINSIZE 。 prev_inuse 位必须置 1 ，top chunk 的结尾地址必须是页对齐的。
top chunk 的大小需要小于所需分配大小 + MINSIZE ,这是因为如果 top chunk 的大小需要大于等于所需分配大小 + MINSIZE ，那么在 _int_malloc 中就应该已经切割 top chunk 来分配 chunk 了。
if (av != &main_arena) //当前分配区不是主分配区时，进入这个分支分配内存
{
......
}
else //当前分配区为主分配区，进入这个分支分配内存
{
......
if (brk != (char *) (MORECORE_FAILURE)) // brk 合法，说明使用 sbrk() 或 mmap() 分配成功。
{
if (mp_.sbrk_base == 0) //如果 sbrk_base 还没有初始化，更新 sbrk_base 和当前分配区的内存分配总量。
mp_.sbrk_base = brk;
av->system_mem += size;
}
if (brk == old_end && snd_brk == (char *) (MORECORE_FAILURE)) //如果 sbrk()分配成功，更新 top chunk 的大小，
//并设定 top chunk 的前一个 chunk 处于 inuse 状态。
set_head (old_top, (size + old_size) | PREV_INUSE);
else if (contiguous (av) && old_size && brk < old_end) //如果当前分配区可分配连续虚拟内存，原 top chunk 的大小大于 0，
{ //但新的 brk 值小于原 top chunk 的结束地址，则报错。
/* Oops! Someone else killed our space.. Can't touch anything. */
malloc_printerr (3, "break adjusted to free malloc space", brk,av);
}
else //执行到这个分支，意味着 sbrk()返回的 brk 值大于原 top chunk 的结束地址，
{ //那么新的地址与原 top chunk 的地址不连续。
......
if (snd_brk != (char *) (MORECORE_FAILURE) //如果 brk 的结束地址合法
{
......
if (old_size != 0) //如果原来 top chunk 的大小不为 0
{
old_size = (old_size - 4 * SIZE_SZ) & ~MALLOC_ALIGN_MASK;
set_head (old_top, old_size | PREV_INUSE);
chunk_at_offset (old_top, old_size)->size = (2 * SIZE_SZ) | PREV_INUSE;
chunk_at_offset (old_top, old_size + 2 * SIZE_SZ)->size = (2 * SIZE_SZ) | PREV_INUSE;
if (old_size >= MINSIZE)
{
_int_free (av, old_top, 1);
}
}
}
}
}
关键代码在于 if (old_size != 0) 分支，将 top chunk 分为空闲 chunk 和 fencepost 两部分， fencepost 为 MINISIZE 大小，设置 fencepost 里的内容，空闲 chunk 部分调用 _int_free 函数释放。
检查绕过
orange 的技术就是为了在程序没有 free 功能下实现 free ，所以利用思路很明显，就是让程序最终进入 if (old_size != 0) 分支调用 free 。
在 _int_malloc 中，要求所需分配的大小不能从任何 bins 中分配，
然后需要绕过判断：
if ((unsigned long) (size) >= (unsigned long) (nb + MINSIZE))
top chunk 的 size 要小于所需分配的大小 + MINISIZE 否则程序就会进入其中使用 top chunk 切割出所需大小的 chunk 。
else if (have_fastchunks (av))
fast bin 合并后也不能有任何满足所需分配大小的 bin ，否则会使用该 bin 分配。
绕过以上两个判断后，程序进入 sysmalloc
if (av == NULL
|| ((unsigned long) (nb) >= (unsigned long) (mp_.mmap_threshold)
&& (mp_.n_mmaps < mp_.n_mmaps_max)))
所需分配的大小不能超过 mmap 的阈值，否则就使用 mmap 分配。
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)
检查 top chunk 的合法性，以及 top chunk 的大小需要小于所需分配大小 + MINSIZE 。所以构造 top chunk 的 fake size 时需要注意，size 大小必须满足 size + top chunk addr % pagesize == 0 ，因为要保证 top chunk 的 end 是页对齐的。同时记得将 prev_inuse 位置 1 。
if (brk == old_end && snd_brk == (char *) (MORECORE_FAILURE)) //如果 sbrk()分配成功，更新 top chunk 的大小，
//并设定 top chunk 的前一个 chunk 处于 inuse 状态。
set_head (old_top, (size + old_size) | PREV_INUSE);
else if (contiguous (av) && old_size && brk < old_end) //如果当前分配区可分配连续虚拟内存，原 top chunk 的大小大于 0，
{ //但新的 brk 值小于原 top chunk 的结束地址，则报错。
/* Oops! Someone else killed our space.. Can't touch anything. */
malloc_printerr (3, "break adjusted to free malloc space", brk,av);
}
else //执行到这个分支，意味着 sbrk()返回的 brk 值大于原 top chunk 的结束地址，
{ //那么新的地址与原 top chunk 的地址不连续。
......
_int_free (av, old_top, 1);
}
最终进入 else 分支，需要程序调用 sbrk() 扩展的新 top chunk 与原来的旧 top chunk 不相邻，这步要怎么实现呢？
我们看看新的 top chunk 是如何分配的。
在主分配区的情况下：
size = nb + mp_.top_pad + MINSIZE; //需要分配的 size
if (contiguous (av))
size -= old_size; //减去原来 top chunk 的大小
size = ALIGN_UP (size, pagesize); //页对齐
if (size > 0)
{
brk = (char *) (MORECORE (size)); //调用 sbrk() 扩展 top chunk
LIBC_PROBE (memory_sbrk_more, 2, brk, size);
}
mp_.top_pad 默认大小为 128 * 1024 ，也就是 0x20000 。
然后我们看看 old_end 是如何计算的：
old_end = (char *) (chunk_at_offset (old_top, old_size));
依据 top chunk 头地址和 top chunk 的 size 位来计算。
所以，正常情况下
brk == old_end
是相等的，但是 orange 技术在使用时通常都会把 top chunk size 改小，这样会导致 old_end 变小，从而最终进入 else 分支调用 free 。
总结以下，需要注意以下几点：
- top chunk 的 size 要小于所需分配的大小 + MINISIZE
- fast bin 合并后也不能有任何满足所需分配大小的 bin
- 所需分配的大小不能超过 mmap 的阈值
- top chunk 的大小必须大于等于 MINSIZE ，prev_inuse 位必须置 1 ，top chunk 的结尾地址必须是页对齐的
满足这些条件后，就会调用 _int_free 函数将原来的 top chunk 扔进 bins 里（会比原来小 0x20 ，因为有 0x20 被拿去用作 fencepost 了）
总结
这样看来，orange 技术可以实现在程序无 free 的情况下，将 chunk 扔进 fast bin 与 unsorted bin 。 同时发现，在主分配区中，如果调用 sbrk 分配内存成功后， __after_morecore_hook 存在则调用 __after_morecore_hook 。
if (brk != (char *) (MORECORE_FAILURE)) // sbrk 分配成功
{
/* Call the `morecore' hook if necessary. */
void (*hook) (void) = atomic_forced_read (__after_morecore_hook);
if (__builtin_expect (hook != NULL, 0))
(*hook)();
}
所以在 _malloc_hook 跟 _free_hook 都无法使用的时候，可以尝试覆盖 __after_morecore_hook ，以后有机会可以尝试一下。（不过这种情况不太可能 2333 ）
内容来源
《 glibc 内存管理 ptmalloc 源代码分析》
