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PWN

本筆記使用intel syntax

Register

在 Binary exploitation　中，Register 扮演相當重要的角色，因為他是我們 CPU 能直接/快速存取的硬體，幾乎所有的 Instruction 都是在對 Register 做操作

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8Bytes |------------RAX-----------|
4Bytes          |-------EAX-------|		
2Bytes          |-------AX--------|
1Bytes          |---AH---|---AL---|

以$RAX系列為例，$EAX是$RAX的右半4Bytes
譬如說我們依序執行 $RAX = 0; $EAX= 1;執行後$RAX就會是1

$RSP ––> s means stack is point to the top of the stack
$RBP ––> b means base is point to the botton of the stack
$RIP ––> i means instrustion is point to the current execution's instruction

在暫存器的使用會有一些習慣

RAX ––> 放Return value or System Call number

Stack

在資料結構中的 Stack 是和我這邊的示例是相反的，我比較習慣倒著的 Layout

x86 是指 32bits 的指令集架構(Instruction set)，是來自早期 intel CPU 的命名都是以86 (e.g. i386) 結尾，現在則稱呼為 IA32 (Intel Architecture, 32-bits)

x64 是指64bits 的指令集架構(Instruction set)，是由 AMD 設計，基於 x86 指令集的擴充，將原本的 32bits 擴充為 64bits，所以x64又稱x86-64 、 x86_64 、 AMD64

小歷史:當初 AMD 和 Intel 在 32bits 時期都在開發 64bits 的指令架集，但他們方向卻大相徑庭。

AMD 設計的 AMD64 是從 x86 擴充而來，並且可以向下(前)兼容，在64bits的環境依舊可以執行 32bits 的程式。

Intel則是設計一款不能向下(前)兼容的全新指令集，叫做 IA64 ，能與之搭配的作業系統還是不時下最被廣泛使用的Windows XP 而是 Windows server

後來AMD因為能夠向下(前)兼容獲得了市場以及開發者 (開源社群) 的青睞，Intel也發現自己選擇的路錯了，後來也開發全新的產品 intel64，基本上與 AMD64 相同

x64 addr x86 addr (High memory address)
0x30 0x18 argurment 1
0x28 0x14 Return address
0x20 0x10 old RBP <––- RBP
0x18 0x0c local variable
0X10 0x08 local variable
0X08 0x04 local variable <––– RSP
0X00 0x00 … (Low memory address)

Stack 往低地址生長，Heap 則是往高地址生長

TODO: Calling Convention

x86

  • 4Bytes(32bits)
  • 函式 (Function) 的參數 (Argurment) 傳遞使用 Stack

x64

  • 8Bytes (64bits)
  • 函式(Function)的第七個以上的參數(Argurment)傳遞使用 Stack
  • Syscall 不使用stack傳遞(沒有六個以上參數的 syscall)
    • 使用 Register 快速、安全，System Call 不能出錯

這個其實沒有那麼重要，但我怕忘記就先放這了
https://www.educative.io/answers/parameter-vs-argument

Protect method for binary

  • NX (No eXecute)
    • heap stack .bss 沒有執行權限
    • .bss 在目前版本(已經很久了)的 gcc 已經預設沒執行權限了
  • PIE (Posistion Independent Execution)
    • Position Independent Executable
    • .data .text .bss 的Variable/Function address 都變成 offset
    • 這個 offset 是之於整個 binary 的起始位置
    • 如果要執行這個函數，會先找到 base 然後再加上 offset ，就可以順利執行函數
    • Compiler handle
  • ASLR (Address Space Layout Random)
    • Stack,Share library,heap random base
    • OS handle
  • Canary [/kəˈner.i/]
    • Canary 是一串透過 kernal 生成的值(隨機，難以預測)
    • 防止 stack overflow
    • 在 $rbp 前($rbp + 8) 放入 canary，並且在執行時會去檢查 canary是否被修改，如果被修改就會報 stack smashing detected

The Stack operation when we call a function

在進入正題之前先來理解我們程式在 call function 時會做哪些事

為什麼 A function 不能使用 B function 的 Local variable?

每個 function 都有自己的 Stack space，那要怎麼構造這一個個的 Stack space?

理解 The Stack operation when we call a function　後就能很清楚知道上面這些問題的解答，並且大部分的 pwn 技巧基本上都是基於這個基礎上的變化，所以理解 stack 的操作是至關重要的

考慮以下簡易的組語



















.main
    ...
    ...
    call myfunction()/ //push next RIP; jmp myFunction(); 
    mov rbx, rax
    ...
    ...
    
.myfunction()
    push rbp
    mov     rbp, rsp
    sub     rsp, 32 // here's 32 is depends on compiler and function, if function need more stack space here will be larger than 32
    ...
    ...
    leave  // mov rsp,rbp; `pop rbp`
    ret   // pop rip;

先備知識

  • call myFunction(); is mean
    • push (next RIP);
      • (next RIP);是 call myFunction(); 的下一條指令 也就是 mov rbx, rax
      • 執行完 myFunction(); 後需要跳轉回來，就是跳轉到 mov rbx, rax
    • jmp myFunction();
      • 跳轉到 Function address
  • leave is mean
    • mov rsp,rbp;
      • let $rsp return to init address
    • pop rbp;
      • $rsp is point old $rbp now,then pop to $rbp
  • ret is mean
    • pop rip;
      • $rsp is point return address now,then pop to $rbp


















.main
    ...
    ...
    call myfunction()/ //push next RIP; jmp myFunction(); 
    mov rbx, rax
    ...
    ...
    
.myfunction()
    push rbp
    mov     rbp, rsp
    sub     rsp, 32 // here's 32 is depends on compiler and function, if function need more stack space here will be larger than 32
    ...
    ...
    leave  // mov rsp,rbp; `pop rbp`
    ret   // pop rip;

  1. 當執行(還沒執行，準確來說是 $rip 指在第四行)第四行call myfunction()時的stack長這樣
    $rip––> call myfunction()

    argurment 2
    argurment 1
    Return address
    old RBP <––- $rbp
    local variable
    local variable
    local variable <––– $rsp
    …

  2. 執行call myfunction()後 (push (next RIP); jmp myFunction(); )

    下一條指令被push進stack，然後jump到myfunction的第一條指令

    $rip––> push rbp

    argurment 2
    argurment 1
    Return address
    old RBP <––- $rbp
    local variable
    local variable
    local variable
    mov rbx, rax 's addr (return addr) <––– $rsp

  3. 執行 push rbp

    一般來說我們會稱 目前 $rsp 指向的地方為 old rbp or save rbp，我用更精確的講法 main's RBP，就是main這個 function 原本儲存在 $rbp 裡面的 value 也就是目前 $rbp 所儲存的 old RBP

    RIP––> mov rbp, rsp

    argurment 2
    argurment 1
    Return address
    old RBP <––- $rbp
    local variable
    local variable
    local variable
    mov rbx, rax 's addr (return addr)
    main's RBP <––– $rsp

  4. 執行 mov rbp, rsp

    這樣的操作保存了 main 的重要資訊 ( $rbp 以及 call function 的下一條指令)，並且搭配下一條指令，就能把myfunction自己的stack給開好

    RIP––> sub rsp, 32

    argurment 2
    argurment 1
    Return address
    old RBP
    local variable
    local variable
    local variable
    mov rbx, rax 's addr (return addr)
    main's RBP <––– $rsp <––- $rbp

  5. 執行 sub rsp, 32

    這樣就開好了myfunction的stack了，這也就是每個 function 都有自己的 Stack space 的原因，以上這幾步都是 Compiler 加入的，接下來他就會執行這個 Function 實際的功能了，執行完之後就會執行 leave; ret;

    RIP––> ... (這邊就是指向myfunction實際的指令，看他實際要做甚麼操作，但我很懶這邊用…簡略)

    argurment 2
    argurment 1
    Return address
    old RBP
    local variable
    local variable
    local variable
    mov rbx, rax 's addr (return addr)
    main's RBP <––– $rbp
    <––– $rsp

  6. 即將執行 leave

    我們假設這個function即將結束，並且在執行時增加了一些local variable

    接下來就可以觀察我們前面保存的資訊是怎麼幫助我們的 Register 一步步回到原本的位置

    RIP––> leave

    argurment 2
    argurment 1
    Return address
    old RBP
    local variable
    local variable
    local variable
    mov rbx, rax 's addr (return addr)
    main's RBP <––– $rbp
    local variable
    local variable
    local variable
    local variable <––– $rsp

  7. 執行 leave (mov rsp,rbp; pop rbp;)

    先執行 mov rsp,rbp

    RIP––> ret

    argurment 2
    argurment 1
    Return address
    old RBP
    local variable
    local variable
    local variable
    mov rbx, rax 's addr (return addr)
    main's RBP <––– $rbp <––– $rsp
    local variable
    local variable
    local variable
    local variable

    再執行 pop rbp

    這邊注意pop rbp 會把stack最上面的數值放入 $rbp，並且 $rsp 會減少一個單位，所以 $rsp 會指向return address

    RIP––> ret

    argurment 2
    argurment 1
    Return address
    old RBP <––– RBP
    local variable
    local variable
    local variable
    mov rbx, rax 's addr (return addr) <––– RSP
    main's RBP
    local variable
    local variable
    local variable
    local variable

  8. 執行 ret (pop rip)

    可以回去第一步比對這兩個 stack 的 layout 完全一樣，經過這樣的操作就可以確保舊的 function 能夠保存好其local variable，在call一個function前後的stack都能夠一樣

    這樣也解釋了為什麼A function 沒辦法使用 B function 所定義的 Local Variable (在正常情況下)

    RIP––> mov rbx, rax

    argurment 2
    argurment 1
    Return address
    old RBP <––– RBP
    local variable
    local variable
    local variable <––– RSP
    mov rbx, rax 's addr (return addr)
    main's RBP
    local variable
    local variable
    local variable
    local variable

這邊最後再補充一下，基本上 Linux 使用的 Calling Convention 是 Caller 清 (Clean) Stack，所以現在 $rsp 回來後會再 adjust 回真正的位置 (如果在呼叫 function前有使用 stack )，可以再用 GDB trace 看 stack 的變化

BufferOverflow

介紹完 Stack 的操作後就可以介紹 Binary 中存在的 BufferOverflow

考慮以下程式碼















#include <stdio.h>
#include <string.h>
void success() { puts("You Hava already controlled it."); }
void vulnerable() {
  char s[12];
  gets(s);
  puts(s);
  return;
}
int main(int argc, char **argv) {
  vulnerable();
  return 0;
}

可以看到基本上正常操作是不會去職行到 success() ，但這個程式他使用了 gets() 去讀取使用者的輸入，而 gets() 本身並不會檢查輸入的大小是否合法(合乎程式設計者的預期)

  1. 正常情況下

    argurment 2
    argurment 1
    Return address
    old RBP
    local variable
    (return addr)
    main's RBP <––– $rbp
    local variable
    local variable
    local variable
    local variable <––– $rsp

  2. 也是正常情況下(當使用者輸入合法數量個變數)

    argurment 2
    argurment 1
    Return address
    old RBP
    local variable
    (return addr)
    main's RBP <––– $rbp
    aaaaaaaaaaaaaa
    aaaaaaaaaaaaaa
    aaaaaaaaaaaaaa
    local variable <––– $rsp

  3. 過多的輸入

    可以看到 RBP 和 return address 都被蓋過去了，這就是所謂的BufferOverflow，一但我們可以控制return address，我們就可以在那邊填入 sucess() 的 address 這樣程式就會運行 sucess()

    argurment 2
    argurment 1
    Return address
    old RBP
    local variable
    address of sucess()
    aaaaaaaaaaaaaa <––– $rbp
    aaaaaaaaaaaaaa
    aaaaaaaaaaaaaa
    aaaaaaaaaaaaaa
    local variable <––– $rsp

最後在 leave; ret;時，$rip就會跳轉到被覆蓋到的 Return address 也就是 address of success()，進而達到控制程式的執行流程

要預防 Bufferoverflow 可以透過限制輸入者可以輸入的字數，以及使用 canary

Ｃanary[/kəˈner.i/] 會加在 return address 前一個單位，他是亂數產生，在執行時會確保 canary 的值不被改變，一旦使用者的輸入蓋過(canary改變) 則會 crash， 而要去猜 canary 也不太實際

Shellcode

但其實在大部分情況，不會有上面這種把寫好的後門塞在程式裡面讓我們使用，所以我們需要自己塞 shellcode 進 stack，然後把 return address 設在 shellcode 的起始位置

Shellcode 就是 machine code，因為程式本身就是執行 machine code，所以我們把 Shellcode 直接塞進程式，如果 $rip 指到我們的 Shellcode 程式就會執行我們的 Shellcode

  1. 大概會長下面這樣

    Address Value
    0x148 shellcode
    0x140 shellcode
    0x138 shellcode
    0x130 shellcode
    0x128 0x130
    0x120 AAAAAAAA <––– RBP
    0x118 aaaaaaaaaaaaaa
    0x110 aaaaaaaaaaaaaa
    0x108 aaaaaaaaaaaaaa
    0x100 local variable <––– RSP

這樣 ret 就會執行 0x130 那邊的指令，而 0x130 是我們塞入的 Shellcode，所以我們就達成控制程式流程了

慢慢找，總會有喜歡的
Shellcode DataBase

ROP

1726856309133

image

隨著 NX 的開啟，我們往緩衝區塞入 Shellcode 的方式被阻擋後就可以嘗試ROP

ROP(Return Oriented Programming)，是一種程式設計方式，主要是透過一連串的return，完成程式邏輯。

因為 NX 的開啟，導致我們無法使用自己的 Shellcode ，所以我們可以把 Return Address 直接接到 Binary 可執行的 section (一般就是接回 .text，利用原本就在程式碼中的程式碼?)，尋找我們需要的 Gadget(一般來說是指程式碼片段，像我上(上)面那張圖的 pop rax; ret;就是存在在程式碼中的某一個可執行區段，那他就算是一個 gadget) ，並且再利用 ROP 的概念，串成我們預期執行的指令

基本概念就是我們透過尋找程式碼中本來就存在的可執行片段，這個可執行片段我們稱呼為 gadget，然後把一些都是以 ret 結尾的 Gadgets 接在一起組合起來就是 ROP chain

Gadgets 就像積木，而我們就是透過有限的 gadgets (積木) 組合出我們希望程式執行流程

至於為什麼一定要 ret 結尾可以看我下面的範例

  1. 我們假設以下情況，當 function 執行完準備要 ret 時，這邊記得 ret 的意思相當於 pop $rip

$rip -> ret

Address … <––– $rbp
0x120 argurment 1
0x118 Return address
0x110 old RBP
0x108 local variable
0x100 (return addr) <––– $rsp

  1. 我們塞入我們找到的gadget 的 Address

    補充一下，實際上應該是先塞 payload，然後等待 function return，不過不影響我們這邊解釋 ROP 的基本原理

    這邊我們假設我們的目標是執行完我們的 ROP 後

    $rdi = 0x100

    $rsi = 0x200

    $rdx = 0x300

    並且我們透過 ROPgadget 找到以下存在在可執行段的可使用的 gadget

    0x40500 存放 pop rdi; ret;

    0x40800 存放 pop rsi; ret;

    0x40990 存放 pop rdx; ret

    Address … <––– $rbp
    0x128 0x300
    0x120 0x40990
    0x118 0x200
    0x110 0x40800
    0x108 0x100
    0x100 0x40500 <––– $rsp
    0x40500 pop rdi; ret;
    0x40800 pop rsi; ret;
    0x40990 pop rdx; ret

  2. 當主函數執行 ret 時，也就是
    pop $rip;
    $rsp + 8;

    可以看到 $rsp 變成指向 stack 中下一個元素 並且把原本儲存在 $rsp 中的 value 放進 $rip

    $rip = 0x40500
    $rsp = 0x108
    $rdi =
    $rsi =
    $rdx =

    Address … <––– RBP
    0x128 0x300
    0x120 0x40990
    0x118 0x200
    0x110 0x40800
    0x108 0x100 <––– $rsp
    0x100 0x40500
    0x40500 pop $rdi; ret; <––– $rip
    0x40800 pop $rsi; ret;
    0x40990 pop $rdx; ret;

  3. 接著程式就會繼續執行 pop $rdi; ret;
    也就是 pop rdi; pop $rip;，我們一步一步來先執行pop rdi; 執行完後就會像下面這樣
    $rip = 0x40500
    $rsp = 0x110
    $rdi = 0x100
    $rsi =
    $rdx =

    Address … <––– $rbp
    0x128 0x300
    0x120 0x40990
    0x118 0x200
    0x110 0x40800 <––– $rsp
    0x108 0x100
    0x100 0x40500
    0x40500 pop $rdi; ret; <––– $rip
    0x40800 pop $rsi; ret;
    0x40990 pop $rdx; ret

  4. 接著繼續執行 ret; 也就是 pop $rip; 執行完後就會像下面這樣
    $rip = 0x40800
    $rsp = 0x118
    $rdi = 0x100
    $rsi =
    $rdx =

    Address … <––– $rbp
    0x128 0x300
    0x120 0x40990
    0x118 0x200 <––– $rsp
    0x110 0x40800
    0x108 0x100
    0x100 0x40500
    0x40500 pop $rdi; ret;
    0x40800 pop $rsi; ret; <––– $rip
    0x40990 pop $rdx; ret;

  5. 接著繼續執行 pop $rsi; ret;，那就跟前面的操作一樣，我就不多解釋，可以指令搭配圖表理解。執行完 pop $rsi; ret; 的 pop $rsi; 後
    $rip = 0x40800
    $rsp = 0x120
    $rdi = 0x100
    $rsi = 0x200
    $rdx =

    Address … <––– $rbp
    0x128 0x300
    0x120 0x40990 <––– $rsp
    0x118 0x200
    0x110 0x40800
    0x108 0x100
    0x100 0x40500
    0x40500 pop $rdi; ret;
    0x40800 pop $rsi; ret; <––-$rip
    0x40990 pop $rdx; ret;

  6. 執行完 pop $rsi; ret; 的 ret; 後
    $rip = 0x40990
    $rsp = 0x128
    $rdi = 0x100
    $rsi = 0x200
    $rdx =

    Address … <––– $rbp
    0x128 0x300 <––– $rsp
    0x120 0x40990
    0x118 0x200
    0x110 0x40800
    0x108 0x100
    0x100 0x40500
    0x40500 pop $rdi; ret;
    0x40800 pop $rsi; ret;
    0x40990 pop $rdx; ret; <––-$rip

  7. 執行完 pop $rsi; ret; 的 ret; 後
    $rip = 0x40990
    $rsp = 0x128
    $rdi = 0x100
    $rsi = 0x200
    $rdx =

    Address … <––– $rbp
    0x128 0x300 <––– $rsp
    0x120 0x40990
    0x118 0x200
    0x110 0x40800
    0x108 0x100
    0x100 0x40500
    0x40500 pop $rdi; ret;
    0x40800 pop $rsi; ret;
    0x40990 pop $rdx; ret; <––-$rip

  8. 從前面的例子我們可以知道 pop $rdx; ret; 的這樣一個 pattern 其實就是把目前 $rsp 所儲存的 data 放進 $rdx ，然後 $rsp + 8 儲存的 data 放進 $rip

    用程式碼表達的話就像下面這樣

    

    ​​​​pop $register; // $register = $rsp; 然後$rsp 指到 stack 的下一個元素，就是資料結構 stack 的 pop 基本操作，我目前沒想到比較好的/精簡的表達方式
​​​​ret; // $rip = $rsp

    執行完 pop $rdx; ret; 之後，因為我們沒有繼續控制 $rip 的關係，所以他跑掉了，不過我們已經達成我們的目的了，現在所有暫存器($rdi $rsi $rdx)，都已經塞入我們想要的數值了

    $rip = 0x40990
    $rsp = 0x128
    $rdi = 0x100
    $rsi = 0x200
    $rdx = 0x300

    Address … <––– $rbp<––– $rsp
    0x128 0x300
    0x120 0x40990
    0x118 0x200
    0x110 0x40800
    0x108 0x100
    0x100 0x40500
    0x40500 pop $rdi; ret;
    0x40800 pop $rsi; ret;
    0x40990 pop $rdx; ret;

不斷的使用ret結尾的 gadget 控制RIP 的位置，就是整個ROP attack的精神，從這個想法又可以往外延伸出不同的攻擊手法ret2xxx系列的方法都是ROP的延伸手法

一般可以使用 ROPgadget　來找 gadget

也可以使用 onegadget就不需要串 ROP，但他會有條件

Ret2Libc

雖然 ROP 看起來相當萬能，但我們大部份好用的 gadget 都放在動態連結庫(libc.so)裡面，然後大部分程式都是 Dynamic Linking 的關係，我們的 Program 必須載入到 Memory 才會知道動態連結庫的位置，然後又因為 ASLR，每次動態庫的 Base 都會不一樣，所以我們需要先 Leak 出 Libc 的位置，這個方法就叫做 ret2libc

Libc offset

一直忘記 = =

readelf -s libc.so.6 | grep <function>

Heap

Patch Dynamic Linker and libc

這是 heap 題才會需要用到的，目的是指定 Dynaimc linker and libc version

修改動態函數庫 libc.so

patchelf --replace-needed libc.so.6 /path/to/ur/libc.so ./path/to/ur/binary

libc 對應的版本可以透過

strings libc.so.6 | grep GLIBC

or

./libc.so.6

然後找到這個，版本是 2.35

GNU C Library (Ubuntu GLIBC 2.35-0ubuntu3.8) stable release version 2.35.

去 Glibc All In One 找該版本對應的 interpreter，並且下載

修改 Dynamic Linker(不同版本的 libc 對應到不同的 dynamic linker)

patchelf --set-interpreter /path/to/ur/ld /path/to/ur/binary

然後可能還會有 debug 的問題 (heapinfo 用不了，找不到正確的 debug file)

gdb -iex "set debug-file-directory /path/to/build-id-parent-dir" FILE

image

/path/to/build-id-parent-dir 就是 libc/ur_glibc_version/.debug

https://github.com/matrix1001/glibc-all-in-one/issues/15

建議以下方法，不要偷懶

如果裡面找不到，可以直接到 https://launchpad.net/ubuntu/+source/glibc/ 找

URL = https://launchpad.net/ubuntu/+source/glibc/ + libc_version
e.g. https://launchpad.net/ubuntu/+source/glibc/2.23-0ubuntu5/

進入後在右側找 Build，選擇需要的 arch

image

Share library 和 Dynamic Linker 都在這裡面

image

Debug info file 在這包裡面

image

解包指令

dpkg-deb -x libc6-dbg_<version>.deb ./debug-files

https://blog.csdn.net/songchuwang1868/article/details/89951543

https://github.com/u1f383/Software-Security-2021-2022

學習 Heap 最好的 方法就是看 Source code

  • Memory 的佈局

    image

  • method

    • brk
      • malloc < 128KB
    • mmap
      • arena & (malloc >= 128KB)
        image

  • chunk

    • 由 malloc 申請的記憶體空間稱為 chunk
    













    ​​/*This struct declaration is misleading (but accurate and necessary).
​​It declares a "view" into memory allowing access to necessary
​​fields at known offsets from a given base. See explanation below. */
​​struct malloc_chunk {
​​​​    INTERNAL_SIZE_T      prev_size;  /* Size of previous chunk (if free).  */
​​​​    INTERNAL_SIZE_T      size;       /* Size in bytes, including overhead. */

​​​​    struct malloc_chunk* fd;         /* double links -- used only if 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 free. */
​​​​    struct malloc_chunk* bk_nextsize;
​​​​}; 










#ifndef INTERNAL_SIZE_T
# define INTERNAL_SIZE_T size_t
#endif

/* The corresponding word size.  */
#define SIZE_SZ (sizeof (INTERNAL_SIZE_T))

/* The corresponding bit mask value.  */
#define MALLOC_ALIGN_MASK (MALLOC_ALIGNMENT - 1)

  • size_t

    • 32bits
      • 32bits unsigned integer
    • 64bits
      • 64bits unsigned integer

  • Struct of chunk

    • chunk
      • prev_size
        • 如果前一個物理相鄰的 chunk 為未使用的，則紀錄其大小(包括chunk頭)，如果有資料則紀錄前一個 chunk 的資料。這裡指的前一個是較低地址的。
      • size
        • 該 chunk 的大小，大小必須是 SIZE_SZ * 2(64位元的SIZE_SZ * 2是16，32位元的SIZE_SZ * 2是8) 的整數倍
        • 最低有效位元的三位分別表示
          • NON_MAIN_ARENA
            • 紀錄該 chunk 是否為 Main Thread
            • 1 不屬於 Main Thread
            • 0屬於 Main Thread
          • IS_MAPPED
            • 紀錄該 chunk 是否為 mmap 分配的 chunk
          • PREV_INUSE
            • 紀錄前一個 chunk 是否被分配，一般來說，第一個被分配的chunk的 p 欄位會被填為 1 ，為了避免非法存取前一個 chunk ，當一個 chunk 的 p 欄位為0時，我們可以透過 prev_size 取得上一個 chunk 的大小以及地址
      • fd (為了 在bin中相互串接)
        • 指向下一個(非物理) chunk
        • 只有目前 chunk 未使用才有用
      • bk
        • 指向上一個(非物理) chun
        • 只有目前 chunk 未使用才有用

  • Arena

  • 記憶體管理鏈表(管理未使用的記憶體，不需再透過 syscall)

    • tcache
    • fast bin
    • unsort bin
    • small bin
    • large bin
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