浅析ARM架构下的函数的调用过程
目录1、背景知识1、ARM64寄存器介绍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
类型1、STP
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
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
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：
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）：main\f3\f4\strlen
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
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
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：
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）：
以下是推栈的过程（划重点）
再回头来看之前的汇编：main\f3\f4\strlen
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
函数f3的起始入口汇编：(gdb) x/2i f3 0x400600
(gdb) x/gx 0xfffffffff2c0+80xfffffffff2c8: 0x000000000040065c(gdb) x/i 0x000000000040065c 0x40065c
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
frame2的函数为0xfffffffff2c0 + 8：0x000000000040065c ->
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
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
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
(gdb) x/6i PGXCNodeConnStr 0xaaaacd3de490
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
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
(gdb) x/4i build_node_conn_str 0xaaaacd414d28
因此继续用0xfffec4cebe10 + 176 = 0xfffec4cebec0
查看调用者0xfffec4cebe10+8为reload_database_pools
继续看reload_database_pools(gdb) x/8i reload_database_pools 0xaaaacd4225e8
实际开栈0x220字节，因此这一层frame的栈底为0xfffec4cebec0 + 0x220 = 0xfffec4cec0e0
因此得到基本的调用关系的结构如下
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）
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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