前言
这道题目应该是pwnable.kr上Toddler's Bottle最难的题目了，涉及到相对比较难的堆利用的问题，所以拿出来分析。
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看看源程序
程序中有几点要注意的地方：
1． 定义的OBJ结构体中一个指针4字节，buf[]数组8字节
2． Unlink()的过程其实就是双向链表中摘下中间那一块的过程
3． 主函数中malloc了三个结构体，并通过指针连成了双向链表A<->B<->C
4． 打印出A的栈地址，堆地址，这两个地址这里记做stack,hep，待会儿在分析中会用到
5． 漏洞在于gets函数会造成溢出，同时通过随后的unlink()进行利用
具体而言什么是unlink呢？
unlinked 是堆溢出中的一种常见形式，通过将双向列表中的空闲块拿出来与将要free的物理相邻的块进行合并。（将双向链表上的chunk卸载下来与物理chunk合并）。Unlink漏洞的利用条件就是有3个以上的空闲chunk链表，其中最前面的chunk存在有堆溢出。没错我们这次的题目就存在这个情况。解链的原理相信学过数据结构的师傅们都清楚了
对照着这次的程序，BK相当于A,P相当于B，FD相当于C
这次需要用到的漏洞溢出漏洞技术称为Dword shoot。在进行双向链表的操作过程中，有溢出等的情况下，删除的chunk的fd、bk两个指针被恶意的改写的话，就会在链表删除的时候发生的漏洞。
对应到本题的程序，将被删除的chunk为B,而我们可以通过溢出A来修改B的fd，bk，修改后会引发什么漏洞呢？我们接下来详细说明。
把二进制文件下到本地分析
要我们攻击的最终是目的是劫持返回地址，写入shellcode的地址，以及为了能够溢出A，修改B的指针等操作，我们都需要看看汇编中一些关键量的地址
关键的地方：
1. A在栈上的地址是ebp-0x14，即ebp-0x14=stack=&A
2. 最后的ret，作用是赋值给eip寄存器，而我们要做的就是修改esp寄存器的内容为shellcode的地址
3. 通过lea esp,[ecx-0x4]可以知道esp的值来自[ecx-4]
4. leave指令对esp没影响
5. mov ecx,DWORD PTR[ebp-0x4]，可知，ecx的值来自[ebp-4]
6. 综上，我们只需要把shellcode的地址写到[ebp-8]地址（事实上这样很不方便，我们下面实际上是把shellcode地址+4写到[ebp-4]地址,这样的话，shellcode地址+4-4，传给esp的时候恰好就是shellcode的地址）
推论：
（1）由1得，ebp-4等于stack+0x14-0x4
（2）heap_是A在堆中的地址，加上在buf前有fd，bk链各个指针共8个字节，所以shellcode的地址是写到了heap+0x8处，所以 (shellcode地址+4)=（heap+0x8）+0x4
只要实现了* (ebp-4)=&shellcode+4，则ecx就被覆盖成了&shellcode+4,然后执行了
我们就拿到shell了
我们前面留下了一个问题：被删除的chunk为B,修改B的fd，bk，修改后会引发什么漏洞
先举个简单的例子看看，设我们修改了B->fd=!!!!,B->bk=@@@@，在调用unlink(B)时，
通过红色字体的关系，我们知道，修改了B的fd,bk之后，就可以在进行覆盖操作
这里我们设修改了B->bk=[ebp-4],B->fd=&shellcode+4
则进过unlink(B)之后会有
*(&shellcode+4+4)=[ebp-4] //这个结果无影响
* (ebp-4)=&shellcode+4 //实现了* (ebp-4)=&shellcode+4，因为*(ebp-4)覆给ecx，则ecx就被覆盖成了&shellcode+4,然后就可以拿到shell了
接下来具体看看怎么布局
我们知道
shellcode地址+4=heap+0x8+0x4=heap+12,来修改B->fd
ebp-4=stack+0x14-0x4=stack+16,来修改B->bk
A的buf大小是8字节，写了shellcode地址花了4字节，因为最小单位为16字节，所以还剩16-4=12字节需要填充，我们填充12个A
综上，得到了如下的布局
shellcode的地址是什么呢
而heap和stack的地址每次运行时都会打印出来的
综上，写出exp：
上传到服务器
执行得到shell
值得注意的是，本题的unlink利用是比较古老的方式了，现在的glibc已经加入了很多新的保护措施
包括：
Double Free检测
该机制不允许释放一个已经处于free状态的chunk。因此，当攻击者将second chunk的size设置为-4的时候，就意味着该size的PREV_INUSE位为0，也就是说second chunk之前的first chunk(我们需要free的chunk)已经处于free状态，那么这时候再free(first)的话，就会报出double free错误。相关代码如下：
#!c
next size非法检测
该机制检测next size是否在8到当前arena的整个系统内存大小之间。因此当检测到next size为-4的时候，就会报出invalid next size错误。相关代码如下：
双链表冲突检测
该机制会在执行unlink操作的时候检测链表中前一个chunk的fd与后一个chunk的bk是否都指向当前需要unlink的chunk。这样攻击者就无法替换second chunk的fd与fd了。相关代码如下：
也出现很多新的技巧的关于unlink的CTF题目，如：
HITCON 2014 stkof0CTF 2016 – Zerostorage0CTF 2015 'freenote' HITCON CTF 2016: Secret Holder强网杯2018 silent2
这些题目有兴趣的师傅们可以自行去pwn
参考
2.https://heap-exploitation.dhavalkapil.com/attacks/unlink_exploit.html
3.https://paper.seebug.org/papers/Archive/refs/2015-1029-yangkun-Gold-Mining-CTF.pdf
4.https://cysecguide.blogspot.com/2017/10/pwnablekr-unlink-solution.html
5.cft wiki
ARM漏洞利用技术五--堆溢出：（通过本实验了解堆溢出，包括intra-chunk和inter-chunk两种类型，分别掌握其特点。）
http://www.hetianlab.com/expc.do?ec=ECIDf4f4-3f86-44b4-bd4c-e1c88520adde
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