浅析ARM架构下的函数的调用过程

【字号: 日期:2022-06-17浏览:62作者:雯心
目录1、背景知识1、ARM64寄存器介绍2、STP指令详解(ARMV8手册)2、一个例子3、实战讲解1、背景知识1、ARM64寄存器介绍

浅析ARM架构下的函数的调用过程

2、STP指令详解(ARMV8手册)

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我们先看一下指令格式(64bit),以及指令对于寄存机执行结果的影响

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类型1、STP <Xt1>, <Xt2>, [<Xn|SP>],#<imm>

将Xt1和Xt2存入Xn|SP对应的地址内存中,然后,将Xn|SP的地址变更为Xn|SP + imm偏移量的新地址

类型2、STP <Xt1>, <Xt2>, [<Xn|SP>, #<imm>]!

将Xt1和Xt2存入Xn|SP的地址自加imm对应的地址内存中,然后,将Xn|SP的地址变更为Xn|SP + imm的offset偏移量后的新地址

类型3、STP <Xt1>, <Xt2>, [<Xn|SP>{, #<imm>}]

将Xt1和Xt2存入Xn|SP的地址自加imm对应的地址内存中

手册中有三种操作码,我们只讨论程序中涉及的后两种

Pseudocode如下:

Shared decode for all encodingsinteger n = UInt(Rn);integer t = UInt(Rt);integer t2 = UInt(Rt2);if L:opc<0> == ’01’ || opc == ’11’ then UNDEFINED;integer scale = 2 + UInt(opc<1>);integer datasize = 8 << scale;bits(64) offset = LSL(SignExtend(imm7, 64), scale);boolean tag_checked = wback || n != 31;Operation for all encodingsbits(64) address;bits(datasize) data1;bits(datasize) data2;constant integer dbytes = datasize DIV 8;boolean rt_unknown = FALSE;if HaveMTEExt() then SetNotTagCheckedInstruction(!tag_checked);if wback && (t == n || t2 == n) && n != 31 then Constraint c = ConstrainUnpredictable(); assert c IN {Constraint_NONE, Constraint_UNKNOWN, Constraint_UNDEF, Constraint_NOP}; case c of when Constraint_NONE rt_unknown = FALSE; // value stored is pre-writeback when Constraint_UNKNOWN rt_unknown = TRUE; // value stored is UNKNOWN when Constraint_UNDEF UNDEFINED; when Constraint_NOP EndOfInstruction();if n == 31 then CheckSPAlignment(); address = SP[];else address = X[n];if !postindex then address = address + offset;if rt_unknown && t == n then data1 = bits(datasize) UNKNOWN;else data1 = X[t];if rt_unknown && t2 == n then data2 = bits(datasize) UNKNOWN;else data2 = X[t2];Mem[address, dbytes, AccType_NORMAL] = data1;Mem[address+dbytes, dbytes, AccType_NORMAL] = data2;if wback then if postindex then address = address + offset; if n == 31 then SP[] = address; else X[n] = address;

红色部分对应推栈的关键逻辑,其他汇编指令含义可自行参考armv8手册或者度娘。

2、一个例子

熟悉了上面的部分,接下来我们看一个实例:

C代码如下:

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相关的几个函数反汇编如下(和推栈相关的一般只有入口两条指令):

mainf3f4strlen

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我们通过gdb运行后,可以看到strlen地方会触发SEGFAULT,引发进程挂掉

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上述通过代码编译后,没有strip,因此elf文件是带着符号的

查看运行状态(info register):关注$29、$30、SP、PC四个寄存器

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一个核心的思想:CPU执行的是指令而不是C代码,函数调用和返回实际是在线程栈上面的压栈和弹栈的过程

接下来我们来看上面的调用关系在当前这个任务栈是如何玩的:

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函数调用在栈中的关系(call function压栈,地址递减;return弹栈,地址递增):

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以下是推栈的过程(划重点)

再回头来看之前的汇编:

mainf3f4strlen

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从当前的sp开始,frame 0是strlen,这块没有开栈,因此上一级的调用函数仍然是x30,因此推导:frame1调用为f3

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函数f3的起始入口汇编:

(gdb) x/2i f3 0x400600 <f3>: stp x29, x30, [sp,#-48]! 0x400604 <f3+4>: mov x29, sp

可以看到,f3函数开辟的栈空间为48字节,因此,倒推frame2的栈顶为当前的sp + 48字节:0xfffffffff2c0

(gdb) x/gx 0xfffffffff2c0+80xfffffffff2c8: 0x000000000040065c(gdb) x/i 0x000000000040065c 0x40065c <f4+36>: mov w0, #0x0 // #0frame2的函数为sp+8:0x000000000040065c -> <f4+36>

继续从sp = 0xfffffffff2c0倒推frame1的函数

函数f4的起始入口汇编为:

(gdb) x/2i f4 0x400638 <f4>: stp x29, x30, [sp,#-48]! 0x40063c <f4+4>: mov x29, sp

可以看到,f4函数开辟的栈空间也是为48字节,因此,倒推frame3的栈顶为当前的0xfffffffff2c0 + 48字节:0xfffffffff2f0

frame2的函数为0xfffffffff2c0 + 8:0x000000000040065c -> <f4+36>(gdb) x/gx 0xfffffffff2f0+80xfffffffff2f8: 0x0000000000400684(gdb) x/i 0x0000000000400684 0x400684 <main+28>: mov w0, #0x0 // #0

因此frame3的函数为main函数,main函数对应的栈顶为0xfffffffff320

至此推导结束(有兴趣的同学可以继续推导,可以看到libc如何拉起main的过程)

总结:

推栈的关键:

当前的现场 熟悉cpu体系架构的开栈的方式3、实战讲解

现场有如下的core:可以看到,所有的符号找不到,加载了符号表依然不好使,解析不出来实际的调用栈

(gdb) bt#0 0x0000ffffaeb067bc in ?? () from /lib64/libc.so.6#1 0x0000aaaad15cf000 in ?? ()Backtrace stopped: previous frame inner to this frame (corrupt stack?)

先看info register,关注x29、x30、sp、pc四个寄存器的值

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推导任务栈:

先将sp内容导出:

下图实际已先将结果标出,我们下面来详细描述如何推导

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pc代表当前执行的函数指令,如果当前指令未开栈,一般情况x30代表上一级的frame调用当前函数的下一条指令,查看汇编,可以反解为如下函数

(gdb) x/i 0xaaaacd3de4fc 0xaaaacd3de4fc <PGXCNodeConnStr(char const*, int, char const*, char const*, char const*, char const*, int, char const*)+108>: mov x27, x0

找到栈顶函数后,查看该函数的栈操作:

(gdb) x/6i PGXCNodeConnStr 0xaaaacd3de490 <PGXCNodeConnStr(char const*, int, char const*, char const*, char const*, char const*, int, char const*)>: sub sp, sp, #0xd0 0xaaaacd3de494 <PGXCNodeConnStr(char const*, int, char const*, char const*, char const*, char const*, int, char const*)+4>: stp x29, x30, [sp,#80] 0xaaaacd3de498 <PGXCNodeConnStr(char const*, int, char const*, char const*, char const*, char const*, int, char const*)+8>: add x29, sp, #0x50

可以看到,上一级的frame存在了当前的sp + 0xd0 - 0x80也就是0xfffec4cebd40 + 0xd0 - 0x80 = 0xfffec4cebd90的地方,而栈底在0xfffec4cebd40+ 0xd0 = 0xfffec4cebe10的地方

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因此就找到了下一级的frame对应的栈顶和上一级的LR返回指令,反解,可以得到函数build_node_conn_str

(gdb) x/i 0x0000aaaacd414e08 0xaaaacd414e08 <build_node_conn_str(Oid, DatabasePool*)+224>: mov x21, x0

继续重复上述推导,可以看到这个函数build_node_conn_str开了176字节的栈,

(gdb) x/4i build_node_conn_str 0xaaaacd414d28 <build_node_conn_str(Oid, DatabasePool*)>: stp x29, x30, [sp,#-176]! 0xaaaacd414d2c <build_node_conn_str(Oid, DatabasePool*)+4>: mov x29, sp

因此继续用0xfffec4cebe10 + 176 = 0xfffec4cebec0

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查看调用者0xfffec4cebe10+8为reload_database_pools

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继续看reload_database_pools

(gdb) x/8i reload_database_pools 0xaaaacd4225e8 <reload_database_pools(PoolAgent*)>: sub sp, sp, #0x1c0 0xaaaacd4225ec <reload_database_pools(PoolAgent*)+4>: adrp x5, 0xaaaad15cf000 0xaaaacd4225f0 <reload_database_pools(PoolAgent*)+8>: adrp x3, 0xaaaacf0ed000 0xaaaacd4225f4 <reload_database_pools(PoolAgent*)+12>: adrp x4, 0xaaaaceeed000 <_ZN4llvm18ConvertUTF8toUTF16EPPKhS1_PPtS3_NS_15ConversionFlagsE> 0xaaaacd4225f8 <reload_database_pools(PoolAgent*)+16>: add x3, x3, #0x9e0 0xaaaacd4225fc <reload_database_pools(PoolAgent*)+20>: adrp x1, 0xaaaacf0ee000 <_ZZ25PoolManagerGetConnectionsP4ListS0_E8__func__+24> 0xaaaacd422600 <reload_database_pools(PoolAgent*)+24>: stp x29, x30, [sp,#-96]!

实际开栈0x220字节,因此这一层frame的栈底为0xfffec4cebec0 + 0x220 = 0xfffec4cec0e0

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因此得到基本的调用关系的结构如下

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以上基本可以够用来分析问题了,因此不需要再继续推导

TIPS:arm架构下一般调用都会使用这种指令,

stp x29, x30, [sp,#immediate]! 有叹号或者无叹号

因此在每一层的frame都保存了上一层frame的栈顶地址和LR指令,通过准确找到底层的frame 0栈顶后,就可以快速推导出所有的调用关系(红色虚线圈出来的部分),函数的反解依赖符号表,只要原始的elf文件的symbol段没有strip掉,是都可以找到对应的函数符号(通过readelf -S查看即可)

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找到Frame后,每一层frame里面的内容,结合汇编基本就可以用来推导过程变量了。

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