程式碼 or 指令，淺析ARM架構下的函式的呼叫過程

摘要：linux程式執行的狀態以及如何推導呼叫棧。

1、背景知識

1、ARM64暫存器介紹：

2、STP指令詳解（ARMV8手冊）：

我們先看一下指令格式（64bit），以及指令對於寄存機執行結果的影響

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

將Xt1和Xt2存入Xn|SP對應的地址記憶體中，然後，將Xn|SP的地址變更為Xn|SP + imm偏移量的新地址

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

將Xt1和Xt2存入Xn|SP的地址自加imm對應的地址記憶體中，然後，將Xn|SP的地址變更為Xn|SP + imm的offset偏移量後的新地址

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

將Xt1和Xt2存入Xn|SP的地址自加imm對應的地址記憶體中

手冊中有三種操作碼，我們只討論程式中涉及的後兩種

Pseudocode如下：

Shared decode for all encodings
integer 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 encodings
bits(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;

紅色部分對應推棧的關鍵邏輯，其他彙編指令含義可自行參考armv8手冊或者度娘。

2、一個例子

熟悉了上面的部分，接下來我們看一個例項：

C程式碼如下：

相關的幾個函式反彙編如下（和推棧相關的一般只有入口兩條指令）：

main\f3\f4\strlen

我們通過gdb執行後，可以看到strlen地方會觸發SEGFAULT，引發程式掛掉

上述通過程式碼編譯後，沒有strip，因此elf檔案是帶著符號的

檢視執行狀態（info register）：關注$29、$30、SP、PC四個暫存器

一個核心的思想：CPU執行的是指令而不是C程式碼，函式呼叫和返回實際是線上程棧上面的壓棧和彈棧的過程

接下來我們來看上面的呼叫關係在當前這個任務棧是如何玩的：

函式呼叫在棧中的關係（call function壓棧，地址遞減；return彈棧，地址遞增）：

以下是推棧的過程（劃重點）

再回頭來看之前的彙編：

main\f3\f4\strlen

從當前的sp開始，frame 0是strlen，這塊沒有開棧，因此上一級的呼叫函式仍然是x30，因此推導：frame1呼叫為f3

函式f3的起始入口彙編：

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

可以看到，f3函式開闢的棧空間為48位元組，因此，倒推frame2的棧頂為當前的sp + 48位元組：0xfffffffff2c0

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

繼續從sp = 0xfffffffff2c0倒推frame1的函式

函式f4的起始入口彙編為:

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

可以看到，f4函式開闢的棧空間也是為48位元組，因此，倒推frame3的棧頂為當前的0xfffffffff2c0 + 48位元組：0xfffffffff2f0

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

因此frame3的函式為main函式，main函式對應的棧頂為0xfffffffff320

至此推導結束（有興趣的同學可以繼續推導，可以看到libc如何拉起main的過程）

總結：

推棧的關鍵：

• 當前的現場
• 熟悉cpu體系架構的開棧的方式

3、實戰講解

現場有如下的core：可以看到，所有的符號找不到，載入了符號表依然不好使，解析不出來實際的呼叫棧

(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，關注x29、x30、sp、pc四個暫存器的值

推導任務棧：

先將sp內容匯出：

下圖實際已先將結果標出，我們下面來詳細描述如何推導

pc代表當前執行的函式指令，如果當前指令未開棧，一般情況x30代表上一級的frame呼叫當前函式的下一條指令，檢視彙編，可以反解為如下函式

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

找到棧頂函式後，檢視該函式的棧操作：

(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，上一級的frame存在了當前的sp + 0xd0 - 0x80也就是0xfffec4cebd40 + 0xd0 - 0x80 = 0xfffec4cebd90的地方，而棧底在0xfffec4cebd40+ 0xd0 = 0xfffec4cebe10的地方

因此就找到了下一級的frame對應的棧頂和上一級的LR返回指令，反解，可以得到函式build_node_conn_str

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

繼續重複上述推導，可以看到這個函式build_node_conn_str開了176位元組的棧，

(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

因此繼續用0xfffec4cebe10 + 176 = 0xfffec4cebec0

檢視呼叫者0xfffec4cebe10+8為reload_database_pools

繼續看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]!

實際開棧0x220位元組，因此這一層frame的棧底為0xfffec4cebec0 + 0x220 = 0xfffec4cec0e0

因此得到基本的呼叫關係的結構如下

以上基本可以夠用來分析問題了，因此不需要再繼續推導

TIPS：arm架構下一般呼叫都會使用這種指令，

stp x29, x30, [sp,#immediate]! 有歎號或者無歎號

因此在每一層的frame都儲存了上一層frame的棧頂地址和LR指令，通過準確找到底層的frame 0棧頂後，就可以快速推匯出所有的呼叫關係（紅色虛線圈出來的部分），函式的反解依賴符號表，只要原始的elf檔案的symbol段沒有strip掉，是都可以找到對應的函式符號（通過readelf -S檢視即可）

找到Frame後，每一層frame裡面的內容，結合彙編基本就可以用來推導過程變數了。

本文分享自華為雲社群《程式碼 or 指令，淺析ARM架構下的函式的呼叫過程》，原文作者：K______。

 

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