Linux堆内存管理深入分析（下）
Linux堆内存管理深入分析
(下半部)
作者@走位，阿里聚安全
0 前言回顾
在上一篇文章中，详细介绍了堆内存管理中涉及到的基本概念以及相互关系，同时也着重介绍了堆中chunk分配和释放策略中使用到的隐式链表技术。通过前面的介绍，我们知道使用隐式链表来管理内存chunk总会涉及到内存的遍历，效率极低。对此glibc malloc引入了显示链表技术来提高堆内存分配和释放的效率。
所谓的显示链表就是我们在数据结构中常用的链表，而链表本质上就是将一些属性相同的“结点”串联起来，方便管理。在glibc malloc中这些链表统称为bin，链表中的“结点”就是各个chunk，结点的共同属性就是：1)均为free chunk；2)同一个链表中各个chunk的大小相等(有一个特例，详情见后文)。
1 bin介绍
如前文所述，bin是一种记录free chunk的链表数据结构。系统针对不同大小的free chunk，将bin分为了4类：1) Fast bin; 2) Unsorted bin; 3) Small bin; 4) Large bin。
在glibc中用于记录bin的数据结构有两种，分别如下所示：
fastbinsY: 这是一个数组，用于记录所有的fast bins；
bins: 这也是一个数组，用于记录除fast bins之外的所有bins。事实上，一共有126个bins，分别是：
bin 1 为unsorted bin;
bin 2 到63为small bin;
bin 64到126为large bin。
其中具体数据结构定义如下：
画图更直观：
图1-1 bins分类
那么处于bins中个各个free chunk是如何链接在一起的呢？回顾malloc_chunk的数据结构：
其中的 fd 和 bk 指针就是指向当前 chunk 所属的链表中 forward 或者 backward chunk 。
2 Fast bin
既然有fast bin，那就肯定有fast chunk——chunk size为16到80字节的chunk就叫做fast chunk。为了便于后文描述，这里对chunk大小做如下约定：
1) 只要说到chunk size，那么就表示该malloc_chunk的实际整体大小；
2) 而说到chunk unused size，就表示该malloc_chunk中刨除诸如prev_size, size, fd和bk这类辅助成员之后的实际可用的大小。因此，对free chunk而言，其实际可用大小总是比实际整体大小少16字节。
在内存分配和释放过程中，fast bin是所有bin中操作速度最快的。下面详细介绍fast bin的一些特性：
1) fast bin的个数——10个
2)每个fast bin都是一个单链表(只使用fd指针)。为什么使用单链表呢？因为在fast bin中无论是添加还是移除fast chunk，都是对“链表尾”进行操作，而不会对某个中间的fast chunk进行操作。更具体点就是LIFO(后入先出)算法：添加操作(free内存)就是将新的fast chunk加入链表尾，删除操作(malloc内存)就是将链表尾部的fast chunk删除。需要注意的是，为了实现LIFO算法，fastbinsY数组中每个fastbin元素均指向了该链表的rear end（尾结点），而尾结点通过其fd指针指向前一个结点，依次类推，如图2-1所示。
3) chunk size：10个fast bin中所包含的fast chunk size是按照步进8字节排列的，即第一个fast bin中所有fast chunk size均为16字节，第二个fast bin中为24字节，依次类推。在进行malloc初始化的时候，最大的fast chunk size被设置为80字节(chunk unused size为64字节)，因此默认情况下大小为16到80字节的chunk被分类到fast chunk。详情如图2-1所示。
4) 不会对free chunk进行合并操作。鉴于设计fast bin的初衷就是进行快速的小内存分配和释放，因此系统将属于fast bin的chunk的P(未使用标志位)总是设置为1，这样即使当fast bin中有某个chunk同一个free chunk相邻的时候，系统也不会进行自动合并操作，而是保留两者。虽然这样做可能会造成额外的碎片化问题，但瑕不掩瑜。
5) malloc(fast chunk)操作：即用户通过malloc请求的大小属于fast chunk的大小范围(注意：用户请求size加上16字节就是实际内存chunk size)。在初始化的时候fast bin支持的最大内存大小以及所有fast bin链表都是空的，所以当最开始使用malloc申请内存的时候，即使申请的内存大小属于fast chunk的内存大小(即16到80字节)，它也不会交由fast bin来处理，而是向下传递交由small bin来处理，如果small bin也为空的话就交给unsorted bin处理：
那么fast bin 是在哪？怎么进行初始化的呢？当我们第一次调用malloc(fast bin)的时候，系统执行_int_malloc函数，该函数首先会发现当前fast bin为空，就转交给small bin处理，进而又发现small bin 也为空，就调用malloc_consolidate函数对malloc_state结构体进行初始化，malloc_consolidate函数主要完成以下几个功能：
a. 首先判断当前malloc_state结构体中的fast bin是否为空，如果为空就说明整个malloc_state都没有完成初始化，需要对malloc_state进行初始化。
b. malloc_state的初始化操作由函数malloc_init_state(av)完成，该函数先初始化除fast bin之外的所有的bins(构建双链表，详情见后文small bins介绍)，再初始化fast bins。
然后当再次执行malloc(fast chunk)函数的时候，此时fast bin相关数据不为空了，就开始使用fast bin(见下面代码中的※1部分)：
得到第一个来自于 fast bin 的 chunk 之后，系统就将该 chunk 从对应的 fast bin 中移除，并将其地址返回给用户，见上面代码※ 2 处。
6) free(fast chunk)操作：这个操作很简单，主要分为两步：先通过chunksize函数根据传入的地址指针获取该指针对应的chunk的大小；然后根据这个chunk大小获取该chunk所属的fast bin，然后再将此chunk添加到该fast bin的链尾即可。整个操作都是在_int_free函数中完成。
在main arena中Fast bins(即数组fastbinsY)的整体操作示意图如下图所示：
图2-1 fast bin示意图
3 Unsorted bin
当释放较小或较大的chunk的时候，如果系统没有将它们添加到对应的bins中(为什么，在什么情况下会发生这种事情呢？详情见后文)，系统就将这些chunk添加到unsorted bin中。为什么要这么做呢？这主要是为了让“glibc malloc机制”能够有第二次机会重新利用最近释放的chunk(第一次机会就是fast bin机制)。利用unsorted bin，可以加快内存的分配和释放操作，因为整个操作都不再需要花费额外的时间去查找合适的bin了。
Unsorted bin的特性如下：
1) unsorted bin的个数： 1个。unsorted bin是一个由free chunks组成的循环双链表。
2) Chunk size: 在unsorted bin中，对chunk的大小并没有限制，任何大小的chunk都可以归属到unsorted bin中。这就是前言说的特例了，不过特例并非仅仅这一个，后文会介绍。
4 Small bin
小于512字节的chunk称之为small chunk，small bin就是用于管理small chunk的。就内存的分配和释放速度而言，small bin比larger bin快，但比fast bin慢。
Small bin的特性如下：
1) small bin个数：62个。每个small bin也是一个由对应free chunk组成的循环双链表。同时Small bin采用FIFO(先入先出)算法：内存释放操作就将新释放的chunk添加到链表的front end(前端)，分配操作就从链表的rear end(尾端)中获取chunk。
2) chunk size: 同一个small bin中所有chunk大小是一?样的，且第一个small bin中chunk大小为16字节，后续每个small bin中chunk的大小依次增加8字节，即最后一个small bin的chunk为16 + 62 * 8 = 512字节。
3) 合并操作：相邻的free chunk需要进行合并操作，即合并成一个大的free chunk。具体操作见下文free(small chunk)介绍。
4) malloc(small chunk)操作：类似于fast bins，最初所有的small bin都是空的，因此在对这些small bin完成初始化之前，即使用户请求的内存大小属于small chunk也不会交由small bin进行处理，而是交由unsorted bin处理，如果unsorted bin也不能处理的话，glibc malloc就依次遍历后续的所有bins，找出第一个满足要求的bin，如果所有的bin都不满足的话，就转而使用top chunk，如果top chunk大小不够，那么就扩充top chunk，这样就一定能满足需求了(还记得上一篇文章中在Top Chunk中留下的问题么？答案就在这里)。注意遍历后续bins以及之后的操作同样被large bin所使用，因此，将这部分内容放到large bin的malloc操作中加以介绍。
那么glibc malloc是如何初始化这些bins的呢？因为这些bin属于malloc_state结构体，所以在初始化malloc_state的时候就会对这些bin进行初始化，代码如下：
注意在 malloc 源码中，将 bins 数组中的 第一个成员索引值设置为了 1 ，而不是我们常用的 0( 在 bin_at 宏中，自动将 i 进行了减 1 处理 …) 。从上面代码可以看出在初始化的时候 glibc malloc 将所有 bin 的指针都指向了自己 —— 这就代表这些 bin 都是空的。
过后，当再次调用malloc(small chunk)的时候，如果该chunk size对应的small bin不为空，就从该small bin链表中取得small chunk，否则就需要交给unsorted bin及之后的逻辑来处理了。
5) free(small chunk)：当释放small chunk的时候，先检查该chunk相邻的chunk是否为free，如果是的话就进行合并操作：将这些chunks合并成新的chunk，然后将它们从small bin中移除，最后将新的chunk添加到unsorted bin中。
5 Large bin
大于512字节的chunk称之为large chunk，large bin就是用于管理这些large chunk的。
Large bin的特性如下：
1) large bin的数量：63个。Large bin类似于small bin，只是需要注意两点：一是同一个large bin中每个chunk的大小可以不一样，但必须处于某个给定的范围(特例2) ；二是large chunk可以添加、删除在large bin的任何一个位置。
在这63个large bins中，前32个large bin依次以64字节步长为间隔，即第一个large bin中chunk size为512~575字节，第二个large bin中chunk size为576 ~ 639字节。紧随其后的16个large bin依次以512字节步长为间隔；之后的8个bin以步长4096为间隔；再之后的4个bin以32768字节为间隔；之后的2个bin以262144字节为间隔；剩下的chunk就放在最后一个large bin中。
鉴于同一个large bin中每个chunk的大小不一定相同，因此为了加快内存分配和释放的速度，就将同一个large bin中的所有chunk按照chunk size进行从大到小的排列：最大的chunk放在链表的front end，最小的chunk放在rear end。
2) 合并操作：类似于small bin。
3) malloc(large chunk)操作：
初始化完成之前的操作类似于small bin，这里主要讨论large bins初始化完成之后的操作。首先确定用户请求的大小属于哪一个large bin，然后判断该large bin中最大的chunk的size是否大于用户请求的size(只需要对比链表中front end的size即可)。如果大于，就从rear end开始遍历该large bin，找到第一个size相等或接近的chunk，分配给用户。如果该chunk大于用户请求的size的话，就将该chunk拆分为两个chunk：前者返回给用户，且size等同于用户请求的size；剩余的部分做为一个新的chunk添加到unsorted bin中。
如果该large bin中最大的chunk的size小于用户请求的size的话，那么就依次查看后续的large bin中是否有满足需求的chunk，不过需要注意的是鉴于bin的个数较多(不同bin中的chunk极有可能在不同的内存页中)，如果按照上一段中介绍的方法进行遍历的话(即遍历每个bin中的chunk)，就可能会发生多次内存页中断操作，进而严重影响检索速度，所以glibc malloc设计了Binmap结构体来帮助提高bin-by-bin检索的速度。Binmap记录了各个bin中是否为空，通过bitmap可以避免检索一些空的bin。如果通过binmap找到了下一个非空的large bin的话，就按照上一段中的方法分配chunk，否则就使用top chunk来分配合适的内存。
4) Free(large chunk)：类似于small chunk。
了解上面知识之后，再结合下图5-1，就不难理解各类bins的处理逻辑了：
6 总结
至此glibc malloc中涉及到的所有显示链表技术已经介绍完毕。鉴于篇幅和精力有限，本文没能详细介绍完所有的技术细节，但是我相信带着这些知识点再去研究glibc malloc的话，定能起到事半功倍的效果。
另外，就我个人所了解到的基于堆溢出攻击而言，掌握以上知识，已经足够理解绝大部分堆溢出攻击技术了。因此，后面的文章将会结合这些知识详细介绍各个攻击技术的实现原理。
老规矩：如有错误，欢迎斧正！
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【Linux堆内存管理深入分析(上)】
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