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[Android] 大神论坛 通过后端编译优化脱android混淆壳的方法

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发表于 2021-03-21 11:38
本帖最后由 hahhahah 于 2021-03-21 11:38 编辑

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(该下载链接在文中末尾隐藏内容中), 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 ]

 

优化过的如下:

 

 

#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:

 

cmp

 

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

    图片描述

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;
};
};
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>}]"}},
};

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然后基于此,按 nfs -> dfs -> 2d-trans的方式来生成整个状态机图我们基于这个规则,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)

 

nfa的如下:
thumb指令nfa状态机

 

nfa在归纳同字符集可到达的边,生成dfa, thumb指令dfa状态机

 

PS. 不知道为什么,看雪把我图片压缩了,想看具体大图,可以看着 状态机大图(该下载链接在文中末尾隐藏内容中)
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
it示例

 

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;
}

bcond指令处理基于此,上图中的指令,被我们转换成如下格式:
it转换过后的

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       R1, #0X7571

// def = r1
// use = empty
movw

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

adds 

 r0, 1add
// 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,

prologue

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


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:
活跃性分析伪代码

 

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;
}

死代码删除和上面的代码差不多是一一对应的

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, 0
2. mov r0, 1

到达定值分析因为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 <- 1
2: b <- c + 1
3: cmp c, b

条件常量传播在上图中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跟新

核心反混淆

1. 基本概念

2. 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:

 

图片描述
图片描述
图片描述

2.1 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)
....
}


3. 混淆的原理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

简单的例子

先看如下代码:

这个代码,我们手工尝试对他做混淆printf("hello world!");


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 world\n");
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,在来个例子,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 prime\n", 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

 

图片描述

 

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:
图片描述

 

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:

 

图片描述

  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

    图片描述

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:

 

优化后cfg51

 

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。

 

sub_367c optimization(该下载链接在文中末尾隐藏内容中)

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,很久都没发权限邀请给我

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


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