堆块chunk介绍及unlink漏洞利用原理
chunk结构
当进程动态分配内存时，系统会在堆中创建一个chunk（堆块）。chunk包含chunk头和chunk体两部分
chunk头中有两个字段：
- prev_size：前一个chunk的size，前指的之前分配的内存，也就是低地址相邻的chunk
- size：当前chunk的size，size字段的低3位A,M,P不用于计算size，其中末位的PREV_INUSE字段表示前一堆块是否正在使用（1为使用，0为空闲）
chunk体分为两种情况
- 对于非空闲/正在使用的堆块，chunk体就是当前堆块存放的数据。
- 空闲的堆块会被一个双向链表（空闲链表）连接。chunk体的前两个size_t的空间存放两个指针fd和bk，fd指向链表中的前一个chunk（低地址），bk指向链表中的后一个chunk（高地址）。之后的空间是空闲的，即全0
chunk结构代码如下
struct chunk{
size_t prev_size;
size_t size;//低3位为A,M,P
union{
struct{
chunk* fd;
chunk* bk;
};
char userdata[n];
}
}
注意事项
（1）使用size_t *p = (size_t*)malloc(0x80)分配堆空间后返回的指针p指向的不是chunk的基址&chunk，而是&chunk+2*sizeof(size_t)，即跳过了prev_size和size。所以实际上chunk的大小还要加上chunk头，为0x80+0x8*2=0x90（在64bit系统下，size_t=8）
（2）在编写代码时，往往无法获得chunk结构的对象，要想修改chunk的fd和bk的值，需要使用*(&chunk+2*sizeof(size_t)) = value和*(&chunk+3*sizeof(size_t)) = value，或者使用chunk[2]和chunk[3]来修改
（3）当PREV_INUSE=1时，prev_size无意义，一般填0即可
chunk的free过程
如果我们要free一个chunk，设其指针为p，free(p)会进行如下操作：
- 检查物理上与p前后相邻的chunk是否也是空闲的
- 如果是，则将空闲的chunk与p进行合并，将空闲的chunk从空闲链表中删除（unlink），将合并后的chunk加入空闲链表
如果free的chunk大小小于0x80，则会放入fastbin
unlink(p)时，首先会进行一个检查
// fd bk
if (__builtin_expect (FD->bk != P || BK->fd != P, 0)) \
malloc_printerr (check_action, "corrupted double-linked list", P, AV); \
然后执行四句代码完成删除
FD=p->fd;
BK=p->bk;
FD->bk=BK;
BK->fd=FD;
unlink漏洞利用原理
由上面的介绍可知，free一个堆块时会在链表中unlink原来空闲的chunk，而unlink的四句代码可以被利用来进行非法操作，方法如下
首先需要堆中有连续的两个chunk p和f（假设size均为0x90个字节），还需要可以控制指针p。然后在p中构造一个略小的fake_chunk，只差一个chunk头，其大小为0x80。现在要将fake_chunk伪装成一个空闲的chunk，进行如下操作
- 通过堆溢出（p[16]和p[17]）设置f->prev_size=sizeof(fake_chunk), f->PREV_INUSE=0，这让系统认为f的前一个chunk是fake_chunk，并且是空闲的
- 设置fake_chunk->prev_size=0，fake_chunk->PREV_INUSE=1，这让系统认为fake_chunk前面的chunk不是空闲的。prev_size=0的原因参见注意事项（3）
- 设置
fake_chunk->fd=fake_chunk-3*sizeof(size_t)，fake_chunk->bk=fake_chunk-2*sizeof(size_t)，这是利用unlink的关键
此时堆结构如下
现在，执行free(f)。系统先检查与f相邻的fake_chunk，发现是空闲的，所以要从链表中unlink(fake_chunk)，四行代码会执行为：
FD=fake_chunk->fd;//FD=fake_chunk-3*sizeof(size_t)
BK=fake_chunk->bk;//BK=fake_chunk-2*sizeof(size_t)
FD->bk=BK;//*(fake_chunk-3*sizeof(size_t)+3*sizeof(size_t))=BK
BK->fd=FD;//*(fake_chunk-2*sizeof(size_t)+2*sizeof(size_t))=FD
最后一行执行后会使得*(fake_chunk)=fake_chunk-3*sizeof(size_t)，也就是说unlink使得fake_chunk指针指向了fake_chunk-3*sizeof(size_t)这个地址，我们就可以任意修改其中的内容了。
之所以要在p中偏移两个size_t构造fake_chunk而不是直接将p改为fake_chunk，是因为要绕过unlink(fake_chunk)时的检查
// fd bk
if (__builtin_expect (FD->bk != P || BK->fd != P, 0)) \
malloc_printerr (check_action, "corrupted double-linked list", P, AV); \
必须使得FD->bk==BK->fd==fake_chunk，我们构造的fake_chunk会使得FD->bk=fake_chunk-3*sizeof(size_t)+3*sizeof(size_t)=fake_chunk，绕过这个检查。