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一种通过后端编译优化脱混淆壳的方法

一种通过后端编译优化脱混淆壳的方法

文章来源:看雪学院

一种通过后端编译优化脱混淆壳的方法

本文为看雪论坛精华文章

看雪论坛作者ID:baikaishiu





起源



以前做过PC端逆向,一直没有学过Android,4月的时候,读了一下 my1988 对混淆壳的分析,很感兴趣,决定深入研究。
 
花了大约3个月的时间基本理清了混淆壳的原理,简单写了一个App,fastvm, 针对libmakeurl2.4.9.so 可以生成原始的cfg流图,和优化过的cfg流图, 以下是函数sub_342d的 :

一种通过后端编译优化脱混淆壳的方法

优化过的如下:
 
一种通过后端编译优化脱混淆壳的方法
 
预备知识:

写这个App的时候主要参考了3本书

1. arm_arch_ref

2. Thumb-2SupplementReferenceManual

3. Modern Compiler implementation in c


代码里很多注释会有 P245,这样的写法,一般是代表1, 2中的某一本的第245页,@aar 指的1,@MCIC 指的3。




elf文件格式分析



这个分析的很多了,我就不赘述了。



词法分析



因为我们要通过编译后端优化彻底干掉混淆,必须得自己实现数据流,所以无法使用别人的反汇编引擎,我们通过实现一个简单的正则表达式引擎来对elf的代码进行反汇编
 
我们重新实现一个正则表达式引擎,并增加自己的命名变量,举例:
 
一种通过后端编译优化脱混淆壳的方法
 
我们定义一个正则表达式如下:

1. 字符集 只有 0, 1, *

2. 支持重复

一种通过后端编译优化脱混淆壳的方法

先不管o的定义,我们看thumb_inst_cmp里面支持了 lm3和ln3,这句表达式的意义是:
 
我们在读取一个二进制串时,他以 0100 0010 0开始,接下去的三位提取到lm变量中,后面的3位提取到 ln变量中,这条指令用thumb_inst_cmp进行深度解析。这些变量都存放在一个arm_inst_ctx的结构中。


struct arm_inst_ctx {    reg_t   ld;     // 目的寄存器    reg_t   ld2;    // 目的寄存器2    reg_t   lm;     // 参数寄存器1    reg_t   ln;     // 参数寄存器2    reg_t   lp;     // 参数寄存器3    int     register_list;  // 寄存器列表,一般给push和pop用    int     imm;    // 立即数    int     m;    int     setflags;   // 是否需要跟新flag    int     cond;       // 条件    int     vd;         // simd中需要
    struct {        unsigned p : 1;        unsigned u : 1;     // 在一些立即数中,指出是加还是减        unsigned w : 1;        unsigned t : 2;    };};

我们基于这个规则,完整的定义出整个arm thumb的指令集(暂时只定义了需要的部分):

struct arm_inst_desc desclist[] = {    {"0000    o1    i5  lm3 ld3",           {t1_inst_lsl, t1_inst_lsr}, {"lsl", "lsr"}},    {"0001    0     i5  lm3 ld3",           {t1_inst_asr}, {"asr"}},    {"0001    10 o1 lm3 ln3 ld3",           {t1_inst_add, thumb_inst_sub_reg}, {"add", "sub"}},    {"0001    11 o1 i3  ln3 ld3",           {t1_inst_add, thumb_inst_sub}, {"add", "sub"}},    {"0010    0 ld3    i8",                 {thumb_inst_mov}, {"mov"}},    {"0010    1 lm3    i8",                 {t1_inst_cmp_imm}, {"cmp"}},    {"0011    0 ld3 i8",                    {t1_inst_add}, {"add"}},    {"0011    1 ld3 i8",                    {thumb_inst_sub}, {"sub"}},
    {"0100    0000 o2 lm3 ld3",             {t1_inst_and, thumb_inst_eor, t1_inst_lsl, t1_inst_lsr}, {"and", "eor", "lsl2", "lsr2"}},    {"0100    0001 o2 lm3 ld3",             {t1_inst_asr, t1_inst_adc, t1_inst_sbc, t1_inst_ror}, {"asr", "adc", "sbc", "ror"}},    {"0100    0010 0o1 lm3 ld3",            {t1_inst_tst, t1_inst_neg}, {"tst", "neg"}},    {"0100    0010 1o1 lm3 ln3",            {thumb_inst_cmp, t1_inst_cmn}, {"cmp", "cmn"}},    {"0100    0011 o2 lm3 ld3",             {thumb_inst_orr, t1_inst_mul, t1_inst_bic, t1_inst_mvn}, {"orr", "mul", "bic", "mvn"}},    {"0100    0110 d1 lm4 ld3",             {t1_inst_mov_0100}, {"mov"}},    {"0100    0100 d1 lm4 ld3",             {t1_inst_add}, {"add"}},    {"0100    0101 01 hm3 ln3 ",            {thumb_inst_cmp}, {"cmp"}},    {"0100    0101 10 lm3 hn3 ",            {thumb_inst_cmp}, {"cmp"}},    {"0100    0101 11 hm3 hn3 ",            {thumb_inst_cmp}, {"cmp"}},    {"0100    1 ld3 i8",                    {thumb_inst_ldr}, {"ldr"}},    {"0100    0111 o1 lm4 000",             {t1_inst_bx_0100, thumb_inst_b}, {"bx", "blx"}},    {"0110    0i5 ln3 lm3",                 {thumb_inst_str},    {"str"}},    {"0110    1i5 lm3 ld3",                 {thumb_inst_ldr},       {"ldr"}},    {"0111    0 i5 ln3 lm3",                {thumb_inst_strb},      {"strb<c> <lp>,[<ln>,#<imm>]"}},    {"0111    1 i5 ln3 ld3",                {thumb_inst_ldrb},      {"ldrb<c> <ld>,[<ln>,#<imm5>]"}},    {"1001    0 lm3 i8",                    {thumb_inst_str}, {"str"}},    {"1001    1 ld3 i8",                    {thumb_inst_ldr}, {"ldr"}},    {"1010    o1 ld3 i8",                   {t1_inst_add1, t1_inst_add}, {"add", "add"}},    {"1011    o1 10 m1 rl8",                {thumb_inst_push, thumb_inst_pop}, {"push", "pop"}},    {"1011    0000 0 i7",                   {thumb_inst_add}, {"add"}},    {"1011    0000 1 i7",                   {thumb_inst_sub}, {"sub"}},    {"1011    1111 c4 i4",                  {thumb_inst_it}, {"it"}},    {"1100    1 ln3 rl8",                   {thumb_inst_ldmia}, {"ldmia<c> <Rn>!?, <registers>"}},    {"1101    c4 i8",                       {thumb_inst_b}, {"b<cond>"}},    {"1110    0 i11",                       {t1_inst_b}, {"b"}},
    {"1110 100p1 u1 1 w1 0 lm4 ln4 lp4 i8", {thumb_inst_strd},  "strd<c>.w"},    {"1110 100p1 u1 1 w1 1 ln4 ld4 le4 i8", {thumb_inst_ldr},   "ldrd<c>.w"},
    {"1110 1001 0010 1101 0 m1 0 rl13",     {thumb_inst_push}, "push.w"},    {"1110 1000 1011 1101 i1 m1 0 rl13",    {thumb_inst_pop}, "pop.w"},
    {"1110 1010 010s1 ln4 0 i3 ld4 i2 t2 lm4",    {thumb_inst_orr}, "orr{s}<c>.W <ld>,<lm>{, <shift>}"},
    {"1110 1101 0d1 10 1101 vd4 1011 i8",   {thumb_inst_vpush}, "vpush<c> <list>"},    {"1110 1100 1d1 11 1101 vd4 1011 i8",   {thumb_inst_vpop},  "vpop <list>"},
    {"1110 1010 1001 ln4 0i3 1111 i2 t2 lm4",   {thumb_inst_teq},  "teq<c> <ln>, <lm>{, <shift>}"},
    {"111i1 1111 1d1 00 0i3 vd4 i4 0i2 1 i4",   {thumb_inst_vmov},  "vmov"},
    {"1110 1011 000s1 ln4 0i3 ld4 i2 t2 lm4 ",  {thumb_inst_add}, "add{s}<c>.W <ld>,<ln>,<lm>{, <shift>}"},    //{"1111 0i1 01 000s1 1101 0i3 ld4 i8",       {thumb_inst_add}, "add{S}<c>.W <Rd>,SP#<const>"},    {"1111 0i1 01 000s1 ln4 0i3 ld4 i8",        {thumb_inst_add}, "add{S}<c>.W <Rd>,<Rn>,#<const>"},
    {"1111 0s1 c4 i6 10 u1 0 w1 i11",       {thumb_inst_b}, "b<c>.w <label>"},    {"1111 0s1 c4 i6 10 u1 1 w1 i11",       {thumb_inst_b}, "b<c>.w <label>"},    {"1111 0s1 i10 11 u1 1 w1 i11",         {thumb_inst_b}, "bl<c> <label>"},    {"1111 0s1 i10 11 u1 0 w1 i10 0",       {thumb_inst_b}, "blx<c> <label>"},
    {"1111 0i1 01 101s1 ln4 0i3 ld4 i8",    {thumb_inst_sub}, "sub{s}<c>.w <ld>,<ln>,#<const>"},
    {"1111 0i1 00010 s1 11110 i3 ld4 i8",   {t1_inst_mov_w}, "mov.w"},    {"1111 0i1 101100 i4 0 i3 ld4 i8",      {thumb_inst_mov}, "movt"},    {"1111 0i1 100100 i4 0 i3 ld4 i8",      {thumb_inst_mov}, "movw"},
    {"1111 1000 0001 ln4 ld4 1 p1 u1 w1 i8",    {thumb_inst_ldrb}, {"ldrb<c>.w <ld>, [<ln>,#<imm8>]"}},    {"1111 1000 1001 ln4 ld4 i12",              {thumb_inst_ldrb}, {"ldrb<c>.w <ld>, [<ln>,#<imm12>]"}},    {"1111 1000 0101 ln4 ld4 0000 00 i2 lm4",   {thumb_inst_ldr}, {"ldr<c>.w <ld>, [<ln>,<lm>{,LSL #<shift>}]"}},    {"1111 1000 1101 ln4 ld4 i12",              {thumb_inst_ldr}, {"ldr.w"}},    //{"1111 1000 u1 101 1111 ld4 i12",         {thumb_inst_ldr}, {"ldr.w"}},    {"1111 1000 1000 ln4 lm4 i12",              {thumb_inst_strb}, {"strb<c>.w <Rt>,[<Rn>,#<imm12>]"}},    {"1111 1000 0000 ln4 lm4 1p1 u1 w1 i8",     {thumb_inst_strb}, {"strb<c> <Rt>,[<Rn>,#+/-<imm8>]"}},    {"1111 1000 1100 ln4 lm4 i12",              {thumb_inst_str}, {"str<c>.w <Rt>,[<Rn>,#<imm12>]"}},    {"1111 1000 0100 ln4 lp4 000000 i2 lm4",    {thumb_inst_str}, {"str<c>.w <lo>,[<ln>,<lm>{, LSL #<shift>}]"}},
    {"1111 1001 0d1 00 ln4 vd4 i8 lm4",    {thumb_inst_vst1}, {"str<c>.w <lo>,[<ln>,<lm>{, LSL #<shift>}]"}},};


然后基于此,按 nfs -> dfs -> 2d-trans的方式来生成整个状态机图。

 

nfa的如下:


一种通过后端编译优化脱混淆壳的方法

 

nfa在归纳同字符集可到达的边,生成dfa: 


一种通过后端编译优化脱混淆壳的方法

 

详细分析可以参考任意一本形式语言与自动机理论,或者 龙书, 《parsing techniques》都可。




语法分析



IT指令处理


语法分析反而比较简单,因为汇编语言不存在特殊的语法,唯一特殊的指令是IT指令,在IDA中arm的IT指令是不会做切分,和上下的代码完整的放到一个block中,比如:


一种通过后端编译优化脱混淆壳的方法

 

但是假如我们需要用编译优化去掉混淆,必须得把IT指令做为一个单独的bcond指令来处理,比如上图中的代码,转换成c语言后如下:


if (!r0) {   rt = 0x58586a70;}

基于此,上图中的指令,被我们转换成如下格式:

一种通过后端编译优化脱混淆壳的方法


bcond指令处理


b<cond>指令没啥太多需要注意的,他末尾跟着的指令指向他的false_label分支,它的跳转指向它的true_label分支,这一点上和IT是相反的。




编译优化



生成def和use关系


因为要做后端的数据流分析,必须给出所有指令的def和use关系, 举几个例子说明需要注意的地方,因为是直接在arm的汇编上做的def和use,所以实际的代码写起来很多的corner case非常难处理,举一些典型的例子说明下:


cmp


cmp r0, r1
// def = APSR// use = ln, lm

movw


MOVW       R1, #0X7571
// def = r1// use = empty

movt


MOVT       R1, #0X791
// def = r1// use = r1, 这个地方是把0x791移到r1的高位,所以它的use也包含r1

add


adds     r0, 1
// def = apsr, r0; add的某些指令会设置apsr寄存器,所以它的def会有多个,这也导致了普通的活跃性分析的代码,要做修改才能适应反混淆// use = empty,

blx addr
// def = r0, r1// use = r0, r1, r2, r3// 我在早期设计中使用了别名分析,因为无法准确的判断函数的传入参数,出席那了大量的错误,不得已每次进入函数都要def一遍所有的内存变量,生成了大量的垃圾指令,后来被我全部关闭了


prologue


进入函数前,需要定义r0-r3, sp, pc寄存器。

epilogue


出函数前,需要使用r0-r1, sp, pc寄存器。


活跃性分析


生成了def和use数据以后,就可以方便的做活跃性分析了,活跃性分析本身的算法很简单,伪代码如下,@MCIC.P232:
一种通过后端编译优化脱混淆壳的方法
 
对照代码,参考fastvm中的minst.c:minst_blk_liveness_calc:

int                 minst_blk_liveness_calc(struct minst_blk *blk){    struct minst_node *succ;    struct minst *minst;    struct bitset in = { 0 }, out = { 0 }, use = {0};    int i, changed = 1;
    for (i = blk->allinst.len - 1; i >= 0; i--) {        minst = blk->allinst.ptab[i];
        bitset_clear(&minst->in);        bitset_clear(&minst->out);    }
    while (changed) {        changed = 0;        for (i = blk->allinst.len - 1; i >= 0; i--) {            minst = blk->allinst.ptab[i];            if (minst->flag.dead_code || (minst->cfg && minst->cfg->flag.dead_code)) continue;
            bitset_clone(&in, &minst->in);            bitset_clone(&out, &minst->out);            bitset_clone(&use, &minst->use);
            bitset_clone(&minst->in, bitset_or(&use, bitset_sub(&minst->out, &minst->def)));
            for (succ = &minst->succs; succ; succ = succ->next) {                if (succ->minst)                    bitset_or(&minst->out, &succ->minst->in);            }
            if (!changed && (!bitset_is_equal(&in, &minst->in) || !bitset_is_equal(&out, &minst->out)))                changed = 1;        }    }
    bitset_uninit(&in);    bitset_uninit(&out);    bitset_uninit(&use);
    return 0;}

和上面的代码差不多是一一对应的。


死代码删除


在进行了活跃性分析以后,死代码删除就非常简单了,对应的c代码在minst.c:minst_blk_dead_code_elim中,原理就是:
 
某条指令被def,但是不在它的出口活跃列表中,则可以删除,举例:

1. mov r0, 02. mov r0, 1

因为r0被定义了二次,导致了指令1中的r0,在到达2的时候已经死了。也就是不在它的出口活跃列表中了。


到达定值分析


到达主要是研究,某条指令最远到达过什么地方,它在常量传播的分析中非常有用。

假如你也打算深入分析混淆壳,建议认真读下 @MCIC的17章,Dataflow Analysis。


常量传播


1: c <- 12: b <- c + 13: cmp c, b

在上图中b就可以被优化为2,同时cmp的结果也是为1,按算法上的描述就是:

假如某条指令被常量定值以后,后续所有使用过此条指令的代码都要根据自己的语义进行更新。



核心反混淆



1. 判断是否有混淆


判断是否有混淆,我们需要遍历所有cfg节点,然后判断其cmp指令的左右2个参数,是否大部分都是常数,假如是的话,则认为其处在混淆cfg的某一个节点中,那么直接找到其支配节点即可。
 
ps. 这里为了方便,我直接偷懒把一个函数中前缀最多而且大于7的节点,当作了混淆状态机的支配节点了。
 
这里有个简单的办法,就是先过滤所有前缀节点小于7的可以直接抛弃,因为混淆函数的支配节点前驱节点都特别多,比如:
 
一种通过后端编译优化脱混淆壳的方法
一种通过后端编译优化脱混淆壳的方法
一种通过后端编译优化脱混淆壳的方法


1.1 找到其支配节点(Dominators)


支配节点的算法,我没实现,但是原理上比较简单,可以参考@MCIC.C18(Loop Optimization)。
 
这里简单介绍下什么是支配节点:

while (1) {  <-- 这个就是支配节点   if (a)      ....   if (b)      ....}

有些书籍上可能也翻译为必经节点,也就是从外部节点进入到内层循环时必须经历的节点,这个节点非常有用。


2. 混淆的原理


简单的例子


先看如下代码:

printf("hello world!");

这个代码,我们手工尝试对他做混淆:

int a = 0;while (1) {     if (a > -1) {           a = 1;     }     else if (a > 0) {           a = 2;     }     else if (a > 1) {           a = 3;     }     ...     else if (a > 99) {           a = 101;     }     else if (a == 101) {          printf("hello worldn");          break;     }}

我们简单审读下这个代码,把a定义为状态寄存器,只要你跟着状态寄存器走,整个循环自然会被全部展开。

复杂的例子


上面的例子只是演示了简单的statment该如何混淆,那么如何实现循环,判断呢?
 
判断和循环从原理上来说都是一样的,只是判断以后,跳转点,跳到前面的某点上。从头开始,再来个例子,我们对上面的例子进行拓展:

num = 17;ret = isprime(num);if (ret) {    printf("%d is prime", num);}else {    printf("%d not is prime", num);}

混淆过后:

num = 17;ret = isprime(num);a = 100;

while (1) {         if (a > 99) {             a = 101;         }         else if (a > 100) {             a = 102;         }         ...         else if (a > 199) {             a = 201;             if (ret) {                 a = 301;             }         }         else if (a == 201) {             a = 202;         }         else if (a == 203) {              printf("%d not is prime", num);              break;         }         else if (a > 300) {              a = 302;        }         else if (a > 301) {             printf("%d is prime", num);             break;        }}

大家简单肉眼跟读下这个代码,发现整个混淆壳其实就是一个稍微复杂的常量状态机。只要你顺着状态寄存器走,很容易就能跟踪出整个脉络。

算法实现


my1988在他的帖子my1988算法里面提到过一个简单的算法,把混淆过的代码的cfg分为2部分,一部分为 控制节点 一部分为 状态节点,然后连接 状态节点,删除 控制节点,这个算法是有问题的,因为假如原代码里面,散落了一,二条代码在 控制节点内,就会丢代码了。
 
不过我们只需要简单改造即可。


步骤1 基本参数分析


代码:minst_dob_analyze

1. 判断是否有混淆
2. 确认混淆逻辑的支配节点
3. 确认混淆的状态寄存器是哪个


步骤2 混淆拓展


参考代码 minst_csm_expand
 
为什么要拓展说一下,参考以下的代码:

num = 17;ret = isprime(num);if (ret) {    printf("%s is primen", ret);}

混淆过后:

a = 100;ret = isprime(num);b = 200;if (ret) b = 300;
while (1) {     if (a == 100) {          a = 101;   // cfg1     }     else if (a == 101) {          a = b;   // cfg2, 注意这里     }     else if (a == 200) {         // cfg3     }     else if (a == 300) {         // cfg4     }}

我们看一下,到了cfg2的时候,a被b定值了,但是b实际上有2个值的,假如你要进行反混淆,必须得跟踪出唯一的定值路径才行,但是从cfg2开始已经不可分析了,那如何处理呢?
 
把cfg2改为如何形式:

else if (a == 101) {   a = b;   c = a;
   a = 200;   if (a == c) {      continue;   }   else {      a = 300;   }

有人看到这里,可能感觉很奇怪,为什么不直接改成如下形式呢?

a == b;if (a == 200) {}else if (a == 300) {}

这是和编译优化的到达定值的生成有关,到达定值分析很蠢的,他只有对明确的定值语句,才能给出数据流分析。他无法识别

if (a == 100) {}a = 100;

在某种程度上是等价的。

步骤3 cfg节点分类


参考: minst_blk_classify
 
我们把cfg节点分为3类:
1. 进入混淆(csm)cfg前的cfg称为 csm_in
2. 核心的混淆cfg,称为csm
3. 从混淆cfg出去的节点为 csm_out

分类算法非常简单,用dfs即可:

1. 从头节点开始遍历,可达的所有节点都标注为 csm_in

2. 从混淆的支配节点开始遍历,可达的所有节点为csm

3. 出口节点标注为csm_out

4. 遍历csm_out节点的前驱节点,假如前驱节点的所有后继节点都为csm_out,则它也为csm_out

5. 重复4,一直到其不动点为止


步骤4 遍历常量定值点


循环遍历所有不为csm_out的bcond节点,也就是有条件跳转的节点。
 
然后分析其跳转指令参考的cmp指令的,2个寄存器的值,分析其是否为常数,是的话,进入步骤5,定值点跟踪。


步骤5 定值点跟踪


在进入定值点跟踪时,我们先简单说一下一些术语:
 

一种通过后端编译优化脱混淆壳的方法

 
以下的示例代码来自于 libmakeurl2.4.9.so的jni_OnLoad,IDA F5以后,代码如下:

一种通过后端编译优化脱混淆壳的方法

 
v2是混淆的状态寄存器:
1. v2被定值为 0xb4b8ce8
2. v2和0x38176e52比较,比他小,所以不用break
3. v2 > -526232813,所以进入if身体内
4. v2 等于 0xb4b8ce8,在进去
5. v8的值来自于函数的某个返回值,此时条件跳转不可计算停止

这个是IDA F5后的分析结果,我们在做实际的编译优化时,是在cfg流图上做的,我们用上面语法分析优化后得到的cfg流图操作一遍:
 

一种通过后端编译优化脱混淆壳的方法


1. 我们从v2(也就是r6寄存器开始)找到第一个前驱不为0,也就是cfg_4的节点。

2. 从前往后复制,一直到最后一个 undefined bcond 的cfg节点的前一个节点为止,也就是cfg_14。

3. 生成一个新的cfg节点。

4. 删除cfg3和cfg4之间的边。

5. 连接新的cfg和cfg15,最后得到的图如下:


一种通过后端编译优化脱混淆壳的方法


cfg51就是新生成的节点,里面有大量的指令是死的,比如 216, 219, 222都是重复定义的,后面的编译优化分析都可以彻底干掉,上图中的cfg51被编译优化后变成了,如下形式:
 

一种通过后端编译优化脱混淆壳的方法

 
然后我们在找v2的另外的定值点,重复这个过程。


步骤6 编译优化

步骤7 到最小不动点结束


遍历所有的cfg,一直到找不到找不到可以跟踪的定值点结束,也就是最开始的那副优化过的图像。
 
一般优化到最后以后,大量的节点都找不到前驱节点都可以删除,后面优化的就是最终的图像了。
 
这里是一个更复杂的例子,因为图像太大了,我直接放在github上。
 

https://github.com/baikaishiuc/fastvm/wiki/sub_367c




遗留的问题



为什么不用ssa


我对ssa不怎么熟悉,感觉表达能力和普通的数据流分析差不多,所以没上。


为什么没生成新的so


我对Android下调试还不熟悉,小米的手机root需要申请权限。


能否使用别名分析


很困难,一开始用了别名分析,结果错误的优化了某些变量,想用别名分析,可能需要深入的分析每个函数之间的调用关系才行。


一种通过后端编译优化脱混淆壳的方法


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原文始发于微信公众号(黑白之道):一种通过后端编译优化脱混淆壳的方法

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