z在刚才，晚上十一点半，我突然意识到了数据结构的重要性。

        首先，链表，链表的应用在我现在接触到的无非就是pwn中的堆溢出了，在堆被FREE后，free的堆都被存放在相关的bins中，并且以链表的方式进行管理，以链表中节点进行类比的话，free的chunk中的FD就是指向前一个被free的chunk指针，而BD就是指向后一个被free的chunk的指针，如此的话，对bin的管理无非就是增加和删除，对应的链表形式无非就是FD和BD的变化，这一点如果对数据结构的链表很熟悉的话，对于从bin中的chunk链表删除一个chunk时FD和BK的变化应该是显而易见的。

        后悔没有把数据结构认真学好啊

什么是链表  <------不知道链表点他

浅谈链表（2）——节点的插入与删除  《-----------点他也可以

        关于堆溢出的学习，这次我选择先打牢固基础，在进阶。

        链表，链表结点的增添，链表节点的删除。

        接着说堆溢出攻击，如果在内存中，伪造一个chunk，类比链表无非就是在一处地址对齐的地方，创造一个node，这个node的前一个节点的指针和后一个指针写好就行了。换成堆溢出就是FD和BK要写好，然后再加上prev_size和size和标志位等数据，这样一个假的chunk就创建成功了。

        关于doublefree  这个是我今晚刚刚查的，其实就是在free一个chunk后再次free一个相同的chunk，这样的话链表中的结构就类似于这样了

记忆的时候，一定记清楚，fd就是forward，指的是之前释放的堆，也就是前一个

（下面的这张手绘图可能不对，因为我是按照以前的调试和记忆写的）

在各种bins中，其实就是个单链表和双链表的关系。（推荐看数学之美这本书，这里就体现到了数据结构的作用）

了解了这一点，我相信在学习中是很有z用处的。

实验demo1

#include <stdio.h>

int main()

{

    int *p=malloc(0x30);

    int *p1=malloc(0x30);

    int *p2=malloc(0x30);

    int *t=malloc(0x40);

    int *t1=malloc(0x40);

    int *t2=malloc(0x40);

    sleep(2);

    free(p);

    free(t);

    free(p1);

    free(t1);

    free(p2);

    free(t2);

    return 0;

}

经过调试后知道。

fastbin中freechunk的插入位置在红箭头标志处，即在该链表的头部，应该可以类比为头插法。

在新的malloc时，如果chunk大小在与某一fastbin链表匹配，则把该链表的第一个即最近新释放的chunk释放给新的malloc

这样如果伪造一个chunk的话，也很简单啊就拿下面的图中链表结构来说。

上面链表原来是这样heap->0x602080 —▸ 0x602040 —▸ 0x602000

如果在地质上伪造一个chunk的话，只需要这样做就可以了，如我在0xffddff80处伪造一个chunk

并且我向插在下图黄标处，

那只需这样，1，创建一个假的chunk（结点），chunk的fd内容为0x602040，就想单链表插入一个结点一样。

然后让0x602080chunk（结点）的fd为0xffddff80即指向假的chunk（插入的结点），如下

这就是单链表插入结点的原理，只不过还要注意size位和标志位和其他一些东西，但都很简单，

如果是shortbin或者largebin伪造一个假的chunk，那么把单链表插入结点换成双链表插入结点的方式就好了。

到这里，突然就觉的堆溢出没那么难了。

无论fastbin攻击，doublefree，UAF，还是ONE-BY-ONE，无非就是利用了chunk的FD指针任意指向漏洞，然后在目的地址处配合一些数据达到攻击。知其然要知其所以然。堆的主要维护就是创建和free。如何创建以及如何free就决定着堆攻击的方法。free后由bins维护，但是bins是链表数组，数组的每一个数据位都是一个链表的head结点这样理解。这样在对chunk的malloc和free时，就有了攻击的机会。

无论难不难，还是要继续学习，虚心请教，2019/12/8

上面仅仅是一个小面，需要配合malloc机制的好多。

这里，malloc源码选择性查看：malloc源码点这里

后续。。。。。