一种通过后端编译优化脱虚拟机壳的方法

2021-02-23 18:58:00 Author: mp.weixin.qq.com
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本文为看雪论坛精华文章

看雪论坛作ID:baikaishiu



摘 要


  1. 接下去把vmp统称为全部的虚拟机壳

  2. 尽量不复述书中的内容

  3. 简单的想直接用llvm或者Ghidra是复现不了本文的内容的,建议认真看。

  4. 本文是根据Ghidra深改的,重写了大部分的底层模块。重写的原因有几个:
    4.1 Ghidra的耦合网状的,没法只抽1-2个模块出来用
    4.2 Ghidra的部分代码有点问题不符合应用场景,后面会总结需要改的地方
    4.3 有部分代码我看不懂,随意加入怕引入某些深层次的bug

  5. 优化没有完全做完,但是已经成功脱开vmengine了,整个框架已经出来了。

  6. 样本来自:https://bbs.pediy.com/thread-258511.htm

  7. 整个代码是没有移植性的,只能演示算法,因为ELF的加载部分,我做了部分硬编码


所有对被虚拟机壳保护的破解探索,都会回归到一问题上:我们是否可以在完全不理解vmp的虚拟handler的具体语义从而还原出vmp需要保护的内容?答案是可以的。


代码编译运行


下载编译

https://github.com/baikaishiuc/fastvm


原始cfg:

cfgZ10arm_a_21v_orig0.svg


优化过cfg

cfgZ10arm_a_21v_final.svg


简单的示例


我们从一个最简单的demo开始,这个demo从如何构建一个vmp壳分析其原理,然后我们逐步还原。
 
以下的vmp内容部分参考自:
https://www.cnblogs.com/LittleHann/p/3344261.html
 
VMP简单规范

行为编号
action          numbervPushReg32      1vPopReg32       2vAdd            3

寄存器索引
eax    0ebx    1ecx    2edx    3esi    4edi    5ebp    6efl     7

行为定义

vPushReg32:    mov eax, dword ptr [esi] ;从字节码中得到VMContext中的寄存器偏移    add esi, 4    mov eax, dword ptr [edi+eax] ;得到寄存器的值    push eax ;压入寄存器    jmp VMDispatcher vadd:    mov eax, [esp+4] ;取源操作数    mov ebx, [esp] ;取目的操作数    add ebx, eax    add esp, 8 ;平衡堆栈    push ebx ;压入堆栈 vPopReg32:    mov eax, dword ptr [esi] ;得到reg偏移    add esi, 4    pop dword ptr [edi+eax] ;弹回寄存器    jmp VMDispatcher


被保护代码

vmp_begin()int sum(int a, int b){    add eax, esi}vmp_end(); int main(){    int a = 1, b = 2    int s = sum(a, b);    return 0;}


Vmp保护过以后代码如下(只列出了一个大概的框架):
int sum(int a, int b){char vm_bytecode[] = {xx, xx, xx, xx};int vm_bytelen = sizeof(vm_bytecode); vm_enter();for (int I = 0; I < vm_bytelen; i++) {   vm_opcode = vm_bytecode[i];   switch (vm_opcode) {        case n:             vPushReg32(); I += n;        case n + 1:             vPopReg32(); I += n;        case n + 2:             vAddReg32();  I += n;   }}vm_return();}

生成字节码
1 0 1 4 3 2 0

传统的方法


以前老方法是去做了展开,理解了每个vm_handler的特征码,尝试还原了代码
最后的 a + b 被转换成了如下形式
vPushReg32 eax_index    ;eax在VMContext下的偏移vPushReg32 esi_indexvaddvPopReg32 eax_index

转换出来的代码如上,然后在做一些硬编码,得到 c = a + b。
 
但实际上不用理解vmhandler的,我们直接做循环展开。

循环展开


普通的循环展开如下:
for (int I = 0; I < 100; i++)  j = I + 1; 展开一次如下: j = I + 1;for (I = 1; I < 100; i++)   j = I + 1;

我们这里先不讲述复杂的展开,先假设vmp用的就是一个简单的大型的while do ,然后内部包含一个switch case的结构,后面会在《360加固》章节中完整的讲述循环展开的细节。有些复杂。
 
我们展开以后,得到的代码如下:


预处理:


1. 加上VMBegin和VMEnd(或者后面加上)

2. 把esi指向vm_bytecode地址,假设为 0x8cf0
3. 某些指令做了很复杂的行为,我们把其中部分展开成类似于Ghidra中的pcode,比如:
4. 在循环展开时,需要跟踪指令的流向,所以夹在在中间的跳转指令统一去除(jmp指令无法通过活跃分析去除的)

5. 生成堆栈高度信息

6. Edi指向vMContext

7. Esi是vm_bytecode_ptr


SSA和SoN


原图可以看这个:

SSA生成以后,du链的关系大家自己请脑部,这个图真的是不好画。
 
SoN是什么?参考《From Quads to Graph》,组织pcode和其中变量(值)的已经不是传统的block list这个结构了,而是一种Program Dependece Graph。

常量传播和持久化


什么是常量持久化?

1. mov eax.0, 12. add ebx, eax.0


常量传播以后,我们意识到eax.0为1


我们把上面的代码重写成
1. mov eax.0, 12. add ebx, 1

这样改完以后,eax.0的use就减少了,假入uses.size == 0,则可以直接做死代码删除了。

死代码删除


死代码标注:用黄色标注了一下,大家看清楚一点,然后我们把死代码清理掉:


清理过以后,变成这样:


别名分析


生成别名

别名其实就是获取变量的地址信息,现在我们的地址都是堆栈(esp)上的,后面会讲解不可计算的地址如何分析:

别名生成其实就是把load, store指令的地址转换成一个更具体的地址。从而判断某些指令是否再操作同一个地址。
 
我们把带版本号的地址,基本都改成了基于esp的地址,这样看起来会更加清楚一些。SSAPRE 效果不明显。


别名关联

 
那个别名关联的箭头画的不好,大家将就看吧,简单的说就是相同的地址要关联到一起。或者说 别名关联就是生成 load, store节点的du链。

寄存器分配和Peephole


我没上标准的寄存器分配,而是打算用类似于peephole或者复写传播等方式来实现寄存器分配。再正式讲这个问题我先说下活跃性分析的一些概念。让大家先对这个问题有点概念性的认识。
 
看以下代码:
1. mov r2.0, r3.02. mov r3.1, 43. add r1.0, r2.0

请问,上面的代码是否可以复写成?
1. mov r2.0, r3.02. mov r3.1, 43. add r1.0, r3.0

答案是不行的,因为指令3不在r3.0的活跃范围内。
 
Ghidra的活跃性分析分析缺陷: 请参考《活跃性分析》章节。

所以基于以上的认识,我们尝试用复写传播和peephole做优化,看:
 
红色箭头已经标出了传播链上的几个关键节点。
[edi.0 + 0] -> eax.3 -> [esp-204] -> eax.8

所以以上代码可以直接被改写成:
mov eax.8, [edi.0 + 0]

记住,这个传导链,不能分批执行,先把:
mov eax.8[esp-204h] ->. mov eax.8eax.3

这样转换以后,eax.6还活着呢,生成的结果会出错。
 
这样改写以后,新的代码如下:

 这里说下第17条指令:

add ebx.1, eax.8

它实际上等价于:
add ebx.1, ebx.0, eax.8

所以看起来好像ebx.0的use好像没了。

注:看到这里,可能很多人还不是很理解,为什么有些store是如何被判定为死代码的。可以看下一章节《活跃性分析》。

重新加上VMEnter和VMReturn


由于VMEnter和VMReturn的体积庞大,我们把它化简以后,加上去,否则代码过于庞大,对于说明问题,也说不清楚。

然后把一些复杂的表达式展开成pcode类型,比如push [edi.0 + 0] ,展开成如下:

t1 = load [edi.0 + 0]sub esp, 4store [esp], t1

然后:

这样的代码再按照上面的优化Pass多来几次就能化简成:
add eax, esi

上文就是脱虚拟机壳的一个简陋的部分核心思想。


活跃性分析


书上在讲书活跃性分析的时候,似乎只讲了简单寄存器的活跃性分析。而对别名的讲述的很少,其实都是一样的:
 
对同一个变量(别名)的定值,会终止此变量(别名)的上一个活跃链。

活跃范围的扩大:

1. mov r0.0, r7.02. mov r1.0, r0.03. mov r2.0, r1.04. add r2, r45. mov r0.1, 1


在Ghidra中基于SSA的活跃链来生成的Varnode->Cover结构,看起来似乎是到自己的use为止,比如上图中r0.0的活跃范围是pcode: 2-2(def自己的不算)。
 
但是我们打算把它扩展到下一个def为止,也就是5。
 
为什么要这么做呢?因为不这样做有些peephole无法做。

比如我想把上图中的指令3,从
3. mov r2.0, r1.0
改成
3. mov r2.0, r0.0

按以前的方式就不行,因为它计算的范围过小了,扩大范围才能正常工作。

活跃范围的缩小


标准的活跃性分析,会横跨多个block,但是这个太费时间了,我实现了一个简易版本的活跃性计算,接口是
add_def_point_simpleadd_use_point_simple
这个版本的活跃性计算,只计算单个block内的范围,它不会不停回溯自己的in节点。
 
这样实现的坏处是范围变小了,你不能再上面做基于web的寄存器分配之类的动作。但是好处就是速度块了几十倍。
 
在peephole阶段,范围变小了,只是说某些优化不能做,但不会产生错误的代码。
 
假如你要计算完整的活跃链,要切换活跃分析的版本。
add_def_pointadd_use_point
我会在最后脱出vmengine后,调用这个方法。


Store节点的活跃性分析


1. store [esp – 4], eax2. store [esp – 4]ebx


指令1被指令2覆盖了,所以指令1是死的
1. store [esp – 4], eax2. load [esp – 4], ecx3. store [esp – 4]ebx

指令3,虽然覆盖了指令1,但是指令2 use指令1的def,所以指令1是活的。

sp寄存器的隐藏行为


1. store [esp – 4], eax2. add esp, 4

当esp确实是被当作堆栈寄存器来使用时,我们认为esp的加减隐含了对内存分配和销毁的动作。这个算是一种工程上的 corner case。这个操作是很危险的。
 
一定要非常小心,因为esp寄存器在某些平台上可能被挪作它用,简单的认为esp指向堆栈也不能保证它一定就在做内存分配。需要做很多的边界检查。
 
假如esp在按我们预期的那样工作,那么上文中的指令1可以被删除,因为它store了以后,这个内存立即被销毁了。
 
建议把这个优化作为可选项。


复杂的示例


虽然说是复杂,但是内容很少。因为我不打算画太多图了,太累了。
 
在讲这一章的时候,我们一定要有一个核心的概念:
 
原始代码中的任意一条指令,都会以相同的指令出现在被vm过后的代码中。

如何处理跳转


以下代码:
1. add r0, 12. cmp r0, r13. jle label_1

对上述的代码执行vmp保护以后,假设生成一个vmp字节序列:
 
Vmp_bytecode = x0x1x2x3x4x5
 
我们在解析vmp_bytecode的时候,每个虚拟指令,在展开以后,都会得到一个block,我们把这个block和展开它时,得到的vmp_bytecode_index关联起来。
 
举个简单的例子:
i = 0while (i < vm_bytecode_len) {   vm_engine_run_body();}

我们对上述代码做展开,展开一次,假设i走了2格:
i = 0 label_vm_bytecode0:{  // block n  // vm_bytecode[i] 展开以后的代码  i = 2} while (i < vm_bytecode_len) {   vm_engine_run_body();}

再展开一次,假设这个vm_op也消耗了2格得到的代码约如下:
i = 0 label_vm_bytecode0:{  // block n  // vm_bytecode[0] 展开以后的代码  i = 2} label_vm_bytecode2:{ // block n+ 1  // vm_bytecode[2] 展开以后的代码  I = 4;} while (i < vm_bytecode_len) {   vm_engine_run_body();}

最后展开那个jle指令会得到一个cbranch指令,即使当前block内没有这个cbranch,也可能只是它暂时压栈,放到后面去处理,我们不关心,反正总有一个block需要去理解这个条件,然后生成一个cbranch。
 
展开最后一个vm_op,假设已经走到终点,vmengine的代码脱出。
i = 0 label_vm_bytecode0:{  // block n  // vm_bytecode[0] 展开以后的代码  i = 2} label_vm_bytecode2:{ // block n+ 1  // vm_bytecode[2] 展开以后的代码  I = 4;} label_vm_bytecode4:{ // block n + 2  if (xxx) {      vm_bytecode_ptr= 0; // 这个语句本来指向vmengine的头的,直接指向前面的label_vm_bytecode0这个label即可。改成 goto label_vm_bytecode0,或者往block(n+2)-> block(b) 上加一条边  }  else {     goto exit;  }}

上面代码中,最后的vmp跳转修复,要放到最后进行,这里涉及到phi节点的一些问题,这个优化按标准的编译算法来说,是有问题的,但是因为虚拟机壳的特殊性,在这里应该是合适的。(?)

如何处理store指令


我们在简单的示例中,所有的地址信息都是可以计算的。比如这个图:
们可以看到,每个地址都在当前的堆栈上,即使暂时无法查看的edi.0也可以通过把vmenter纳入计算来得到精确的地址的。
 
但是用户的代码中一定有大量的无法计算的store节点,比如
function (r0){   store [r0 + 4], 1}

那么在你加了保护以后生成的代码中,假设出现如下的代码:
1.    store [esp + 8], r02.    store [rn], r23.    r3 = load [esp + 8];

现在问题来了,因为rn暂时没算出来,指令2可能maydef 了 esp + 8的位置,你不敢把指令链到pcode.1上。我们在《别名分析》章节上详细说明这个问题。


360加固


框架分析


360加固把程序切成了几段。它自己的框架方面差不多,分为:
  1. vm_enter

  2. vm_begin

  3. vm_run

  4. vm_return

  5. vm_do_ops1

  6. vm_do_ops2

  7. vm_lshift_op

  8. vm_rshift_op

  9. vm_mathop


可能是这样吧,我画个图说明下:
用黄色标明的方块和整个灰色背景的块,都是函数。
Vm_do_cbranch, vm_do_lshift, … 没有边指向它,是因为我不想把图画的太乱,实际上有不同的case分支指向它。

打开ida 用libjiagu.so做对照,_Z10arm_a_21v地址83d0:

然后我们打开 _Z9arm_a_0v:
然后我们从最外层的vm_enter开始,inline掉 vm_begin和vm_run函数。
让框架上变成这样:
严格上来说,所有的vm框架函数都要inline,但是这样会导致代码体积膨胀的非常厉害。我们采取部分完全inline,然后还有部分按需inline的方式来做优化。

2种handler


360加固在把代码转成了vm_bytecode以后,生成了2种handler:
 
第一种handler搞不清作用,是在最外层的vm_engine上执行的case,我们称为main_handler。

第二种handler看起来是vm op。
 
初步怀疑外层的handler可能是用来描述原始汇编指令的,比如一个mov指令,可能转成2个vm操作
mov r0, r1  // 原始的mov可能有个编号,在外层 VM_PUSH r1 // 然后虚拟的hanlder也有个编号VM_POP r0

但我们不关心这些细节。反正不停的循环展开即可。

删除可计算循环


VM_BYTEINDEX的0生成


我们开始走vm的虚拟机,在360中,r12是vm_byteindex,需要先初始化他为0,360的初始化采用了一些特殊规则来生成。

以上的代码简化以后如下:
r0 = lrand48();r6 = r0r2 = r6 * r6 + r6 (这里r2一定为偶数)r2 = r2 & 1 -> r2 = 0r12 = r2 -> r12 = 0

推导出r12为0。


VM_BYTEINDEX和归纳变量判断


这个地方我偷懒了,没有严格按照书上来,做了一些硬编码,按如下规则来:

1. 生成spanning tree,标注边类型,a_tree_edge, forward, cross, back edge

2. 扫描整个block list,找到哪个block的回边最多的,就是vmhead block

3. Ghidra中根据 https://core.ac.uk/download/pdf/82032035.pdf 这篇论文来识别不可归约流图,我在这个上面又改了下,变成识别循环的函数。

4. 根据哪些节点属于循环来标识循环内外,主要用来标识loop的exit节点,正向编译器开发中,这些都是现成的,上层的ir传给低层的ir,会使用gated-ssa来强化ssa的一些表达能力。

5. 找到vmhead,直接扫描比较指令,扫描到,比如cmp r9, r12

6. 根据loop的pre节点,获取它反向输入索引,pre->get_rev_index(vmhead),替换到vmhead的phi节点中,得到r9 和 r12的值

7. R9为0x192,r12为0,我直接判定r12为归纳变量,或者vm_byteindex,这里其实不是很对


循环展开


基本算法:
  1. 获取头的pre节点

  2. 根据pre的inslot值,跟新node上的phi节点

  3. 一直在cfg上走

  4. 假如直接走到了vmhead,复制经过的所有节点,形成一个cfg块

  5. 假如走到了undefined bcond,复制经过的所有节点,形成一个cfg节点a,然后从undefined bcond节点的out边开始复制,把整个web递归复制到vmhead节点为止。和前面的cfg a拼接在一起。行为一个cfg块

  6. 删除pre节点和vmhead节点的把,把cfg块加入进去。


普通展开


估计你们看的头晕,直接上图吧,针对4的情况:
我们假设先走的case5,直接按途中1, 2 ,3 ,4 ,5的顺序把代码全走出来。然后生成一个新的绿色节点。重新插入到pre和vm_engine_head中。
这是好的情况,大部分运气都非常糟糕,走的是上图中case1的分支,接下去我们直接上libjiagu.so中的真实数据。

复杂展开


我们直接把_Z10__arm_a_21v的第一个vm_bytecode展开,它经过了以下节点:
process flowblock sub_cc10process flowblock sub_cc18process flowblock sub_cc20process flowblock sub_cc24process flowblock sub_cc88process flowblock sub_d278process flowblock sub_d29cprocess flowblock sub_d2ac
Cc24还有cc28,以及最后的3个节点。
我在cfg流图中用绿色或者粉红表示有循环的点,d2ac已经无法分析了,我们直接把从它的出边开始到vmhead的所有node以及关系都复制出去。
 


那到了这里该如何优化呢,看下面的lazy inline。

lazy inline


我在框架分析中说过,原则上来说要inline掉框架内所有的框架函数,但是假如一开始就inline全部函数,会导致代码体积过大。所以我们是一边循环展开一边inline。我们看下上图中,那个被展开的节点:



我们到了这一步才开始决定inline它。

argument inline


传统的inline功能会把整个代码全部inline入函数,这样会导致整个程序流图变的巨大。
  1. 我们直接把整个参数全部传进去

  2. 别名分析时,可以直接搜caller的堆栈

  3. 让它优化完了,在传送出来。这样可以巨大的减小体积。

  4. 假如函数内还有调用其他的call,只要时框架函数全部带参数inline掉


上图中的vmp_math_op1没优化前长这样:
优化以后长这样:

就只剩下一个唯一的块了,这样就方便多了。最后嵌入到原先的代码中。
 
嵌入到原先的块后,

原先块的末尾那个cbranch就变得可以计算了。会删除其中一边。

1. 假如删除左边,那么左边整个模块都变成unreachable了,可以开始下一轮对vmhead的循环展开了。

2. 假如是右边的话,左边保留了下来,因为左边长这样:

它是一个循环,所以需要继续对do..while代码做循环展开。展开的方式都是一样的。一直到展开不动为止。


最后上面那一坨循环就会变成下面这样一个标准快了。

然后我们发现,上面箭头指向的vmeip(vm_bytecode_index)的值被跟新到0x19了。


值和格

我们需要扩展数据的一些类型定义。

 
我们扩展了数据类型的定义,增加了一种namespace的概念。为什么要加呢?
store [esp], eax ; esp = esp.0 - 200

我们在分析别名的时候,你打算如何标注函数的数据类型为esp – 200,esp-200是一个我们推导出的值。
 
我们不打算把esp设为一个默认的常量,这其实是一种模拟执行的思路,在编译优化时,可能会引入一些意想不到的bug。

新的类型定义变成这样:
struct type {enum {    a_top,    a_constant,    a_rel_constant,    bottom}int con;void *space;}

常量不能和相对常量比较,相同空间的常量可以互相比较,不同空间是正交的。相同空间的常量可以比较大小。
 
比如:esp – 200 会大于 esp – 100
 
上面还有2个奇怪的空间,其中一个是alloc space,这个来源于另外一个问题:
1.    store [sp + 200], r02.    store [r1], r33.    r4 = load [sp + 200]

假如这个r1是alloc space的,那么3可以关联到1,因为alloc space,代表r1是malloc或者new出来的,malloc出的内存,你在上面操作,不会和堆栈和其他的空间发生重叠。Caller space也类似。
 
现在只支持stack space。

别名分析


别名分析.正(抛弃)


这一章是用比较传统的别名分析来做的,但是在深入分析vmp时碰到了一些难以解决的问题,在成功解码一个被vmp保护的函数后抛弃了。
 
正向的别名分析,就是严格计算哪些别名时安全,哪些是may def, may use,这个在正向编译开发中很有用,因为编译器可以拿到全部的数据结构,和全部的调用链,但是你在逆向的编译开发中拿不到全部的信息。
 
更重要的一点是,内存的位置是由开发者决定的,逆向的时候,你没资格决定哪个结构在哪里。

别名分析.反


我们不再追求分析出每一个别名的must def, must use,may def, may use。而是假设某一块内存区域绝对安全。或者说是隔离。
 
什么是别名的绝对安全,也就是说它不会被may def, may use。它的所有must def , must use都是可以计算的,假如碰到不能计算的节点的store, load,那么操作的也一定不是这块区域的内存。
 
先来看一段示例代码
1.    store [sp], r0  2.    store [r1], r2;   r1 = T3.    r3 = load [sp]

指令1,3都在操作 sp + 0的位置,指令2在操作一个未知位置,并且在常量传播以后,也依然是 T 的。
 
接下我我们使用安全区域标注:
set_safe_room(sp, 0, 4);

直接标注这个区域是安全,那么我们认为所有计算不出来得位置和安全区域都是正交的。这样指令3的load和指令1的store就关联起来,并且可以近一步转换成:
1. store [sp], r02. store [r1], r23. mov r3, r0


实际项目中如何应用?


标注安全区域确实方便,但是如何知道哪些区域绝对安全呢?
 
VMP在生成vm_enter的时候,会生成一个区域保护用户堆栈,在生成一个堆栈操作operand, 我们认为这个区域,这个是相对于整个算法的 vmp-dependent 的部分。我们认为这个区域的操作不会和任何非vm-dependent call产生交互。

函数如何处理?

store [sp], r0mov r0, spcall.mathop (r0)load r1, [r0]


假如这个函数是vmp生成的框架函数必须得inline掉,具体如何inline参考章节 《360加固.lazy inline》 和 《360加固.argument inline》

引入的问题

1. store [sp], r02. store [r2], r33. r5 = load [sp]


假如我们在没有充分计算的前提下就把指令 1, 3关联起来。那么也许在常量传播到后面,我们才发现
1. store [sp], r02. store [r2], r3  ; r2 = sp3. r5 = load [sp]

实际上应该关联的是 3和2。
 
所以我们必须得计算到完全不能在计算为止,才能进行关联,或者标注某个store指令不可计算。
 
下一节会讲述什么是充分性计算。

充分性计算


定义:
  1. 假如一个pccode的所有in节点都是
    1.1 常量
    1.2 输入参数
    1.3 充分计算过的

  2. 那么此pcode的output也都是充分计算过的

  3. 递归遍历此output的use,重复1-3过程


伪代码:

worklist = pcodelist;foreach(p : worklist.front) {    worklist.erase(worklist.begin());    bool ad = true;    foreach(v : p->inrefs) {      if (v->is_constant()) continue;      if (v->is_input()) continue;      if (v->is_adequacy()) conintue;      ad = false;   }   p->output->set_adequacy(ad);   if (p->is_adequayc()) {          foreach(use: p->output->uses) {               worklist.push_back();          }   }}

这个代码性能很低的,就是一个不动点算法。我只是为了解释这个问题写的,具体应用要优化。
 
在做了充分性计算以后,就可以标注某个节点不可计算了。但是注意:

1. 你标注的某个pcode所在的block,到支配树root的路径上,不能出现back-edge

2. 假如有多个不可计算的别名,按拓扑序标注不可计算节点。一次只能标注一个。因为当每次跨越一个不可计算别名时,都有更多的信息被关联起来,以前不能计算的节点会变的重新可以计算。



代码生成


Ghidra 的一些问题:


overrideFlow

这个函数某些情况下会修改某些函数的branch指令为return


generateBlocks

这个函数严重依赖于deadlist的opcode顺序,在后面的循环展开时,已经无法满足需要。


Instruction selector

缺少代码生成模块,当我们重新优化过pcode以后,需要有指令生成模块把pcode重新转换回来

DF算法

原先的有错,对于unsplice的cfg流图,没有正确生成结果,我们采用经典的基于djgraph的算法重新生成了df边界以后正常。


活跃性分析调整

Ghdira中使用Cover结构来表达活跃范围


CoverBlock用pcodeop来表示start, stop,这个有问题,在peephole优化中,pcode可能会被删除,我们使用SeqNum.Order的字段来表示,这样计师pcode被删除以后,我们依然可以正确的计算活跃性范围。



问题总结和遗留问题


为什么不采用llvm

  1. 框架上不支持扫描整个so(好像最近有了)

  2. 别名分析需要重写

  3. 循环展开需要重写

  4. 我对llvm不熟悉


函数参数数量和类型判断

在有意的防护下,想不经过函数间分析,判断出参数个数和类型个人认为是不可能的?


网络上其他的编译优化思路

不成体系


SSA的性质修复

反复的inline和循环展开,需要重新对代码做ssa-deconstruction和ssa-construction,非常的麻烦。

 
我很希望能在只修改部分代码的情况下,只对ssa的性质做修复而不是重建。导致性能非常低。
 
Llvm内似乎提供了一种这样的方式。

参考书籍:

ssa-fullbook
MCIC
Ghidra source code



- End -



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https://bbs.pediy.com/user-home-630711.htm

  *本文由看雪论坛 baikaishiu 原创,转载请注明来自看雪社区。




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