frida——hook 内存访问断点
环境：app：arm64 python 3.10 frida 15.2.2
简单的内存访问断点代码，可能还有些bug，根据apk需要自己改，下文为在apk中指定的地址调用函数时内存断点才被激活，以下需要改动:
var str_name_so = "********"; // 需要hook的so名
var n_addr_func_offset = ********; // 需要hook的函数的偏移
var ret_addr = *******; //hook函数的返回地址
process = frida.get_remote_device().attach('*****') # 进程名
frida hook原理:通过python代码将jscode插入到指定函数的起始位置，通过b x16跳转到插入代码，首先执行Interceptor.attach，离开被hook函数时执行onLeave:function，app执行过程中触发异常时进入Process.setExceptionHandler，剩余根据自己使用情况可精简。
details.address(出现异常的地址)
details.memory.address(访问了哪里触发异常)
import frida, sys
jscode = """
Java.perform(function(){
var str_name_so = "libVuforia.so"; // 需要hook的so名
var n_addr_func_offset = ********; // 需要hook的函数的偏移
var n_addr_so = Module.findBaseAddress(str_name_so); // 获取so模块基址
var ret_addr = *******; //hook函数的返回地址
send('n_addr_so:' + n_addr_so.toString(16));
var addr = 0; // 内存断点地址地址
var size = 0x8c; // 内存断点大小
var bpt_addr = 0; // 需要下断点的地址
var o_code = 0; // 原机器码
var tmp = 0;
//输出bpt_addr处的硬编码
//console.log(hexdump(bpt_addr, {offset: 0,length: 48,header: true,ansi: false}));
// 需要hook 的地址 = 模块基址 + 函数偏移
var n_addr_func = parseInt(n_addr_so, 16) + n_addr_func_offset;
// 创建NativePointer对象
var ptr_func = new NativePointer(n_addr_func);
// 处理异常回调函数
Process.setExceptionHandler(function(details){
// 输出异常信息
send("!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!!");
send("触发异常偏移地址：" + (details.address - n_addr_so).toString(16));
send("常规断点偏移地址：" + (bpt_addr - n_addr_so).toString(16));
send("异常类型：" + details.type.toString(16));
// 判断异常是否由正常断点(0xcc)触发
if(details.type == 'illegal-instruction'){
send("常规断点触发");
// 修改为可写权限
var ret1 = Memory.protect(ptr(bpt_addr), size, '-w-');
if (ret1 == false){
send("设置软件断点后内存断点权限 修改 失败");
return false;
};
// 写回原机器码
bpt_addr.writeU64(o_code);
// 权限改回
var ret2 = Memory.protect(ptr(bpt_addr), size, 'r-x');
if (ret2 == false){
send("设置软件断点后内存断点权限 改回 失败");
return false;
};
send("常规断点取消");
bpt_addr = 0;
// 再次修改内存断点区域权限
var ret3 = Memory.protect(ptr(addr), size, '--x');
// 权限修改失败则输出提示
if(ret3 == false){send(addr.toString(16) + "处权限修改失败：" + ret3.toString(16))}
else(send(addr.toString(16) + "处内存断点再次激活：" + ret3.toString(16)));
return true;
};
// 判断异常类型是否是访问异常
if(details.type == 'access-violation'){
send("异常操作类型：" + details.memory.operation.toString(16));
send("异常访问的地址：" + details.memory.address.toString(16));
// 访问 的位置是否在范围内
if(details.memory.address - addr <= size && details.memory.address - addr >= 0)
{
// 当前指令是否在文件的代码段
if(details.address - n_addr_so > 0 && details.address - n_addr_so < 14276064)
{
send(details.address - n_addr_so);
send("目标地址已找到：" + (details.address - n_addr_so).toString(16));
send("触发异常的地址:" + details.address);
send("异常访问的地址:" + details.memory.address);
send("内存访问断点地址:" + addr);
send("基质:" + n_addr_so);
return false;
}
else
{
send("########超出文件的访问地址##########");
console.log(hexdump(details.address, {offset: 0,length: 48,header: true,ansi: false}));
return false;
}
}
if(details.memory.address - addr > size || details.memory.address - addr < 0 )
{
// 计算需要在哪里下软件断点
bpt_addr = ptr(parseInt(details.address, 16) + 4 );
// 保存原机器码
o_code = bpt_addr.readU64();
// 修改为可写权限
var ret4 = Memory.protect(ptr(bpt_addr), size, '-w-');
if(ret4 == false){
send("常规断点设置失败：写入异常失败！");
return false;
};
// 写入异常
bpt_addr.writeS64(0xcccccccc);
// 权限改回
var ret5 = Memory.protect(ptr(bpt_addr ), size, 'r-x');
if(ret5 == false){
send("常规断点设置失败：还原权限失败！");
send(bpt_addr);
send("发生异常的地址:" + (details.address - n_addr_so));
return false;
};
send("设置常规断点");
// 将内存断点处的权限改回来
if(details.memory.operation == 'read'){
var ret6 = Memory.protect(ptr(addr), size, 'r--');
if (ret6 == false){
send("设置软件断点后内存断点权限修改失败");
return false;
};
}
else if(details.memory.operation == 'write'){
var ret7 = Memory.protect(ptr(addr), size, '-w-');
if (ret7 == false){
send("设置软件断点后内存断点权限修改失败");
return false;
};
}
else{
send("不应该出现执行的情况" + details.memory.operation);
return false;
}
send("内存断点暂时失效");
return true;
};
};
send("未知错误");
});
// 截获对函数的调用
Interceptor.attach(ptr_func,{
// onEnter 回调函数：该函数在被hook函数之前执行，其参数args可用于读取或修改目标函数的参数
onEnter: function(args) {
//判断函数调用 被hook函数执行后ret的地址
tmp = this.context.lr - n_addr_so;
if(tmp != ret_addr) return true;
send("目标调用");
// 从寄存器中取出要下内存断点的地址
addr = parseInt(args[7], 16) + 376;
}, onLeave: function(retval){
if(0 == addr ) return true;
send("--------------");
// 修改目标地址的权限
var ret = Memory.protect(ptr(addr), size, 'x');
// 权限修改失败则输出提示
if(ret == false){send(addr.toString(16) + "处权限修改失败：" + ret.toString(16))}
else(send(addr.toString(16) + "处权限修改成功：" + ret.toString(16)));
}
});
});
"""
def printMessage(message, data): # js中执行send函数后要回调的函数
if message['type'] == 'send':
print('[*] {0}'.format(message['payload']))
else:
print(message)
process = frida.get_remote_device().attach('*****') # 进程名
script = process.create_script(jscode) # 创建脚本
script.on('message', printMessage) # 加载回调函数，也就是js中执行send函数规定要执行的python函数
script.load() # 加载脚本
sys.stdin.read()
**Inline-Hook和SandHook **
都是基于inline-hook基础，通过修改函数的跳转地址实现hook，br mycode_addr；据说inline主要用于32位hook，sandhook主要用于64位hook。
PLT/GOT hook
全局偏移表（GOT）和动态链接表（PLT），主要通过解析so文件，将导出表函数地址替换为自己的native函数地址实现hook，导入表hook本质上和导出表hook原理相同，只不过hook的是系统so或者其他so的导出表，优点是相比于Inline-hook稳定性更好，缺点是只能hook导入导出表
Unicorn hook（没太看懂，貌似很牛逼）
跨平台的模拟框架，通过模拟不同平台的cpu实现，内部并没有函数的概念，只是一个单纯执行指令的cpu，可以实现指令级hook
** Xposed hook**
** **原理：Java函数执行时会调用到dvmCallMethodV判断是Java层还是native层函数，xposed通过修改dvmCallMethod的accessFlags值来欺骗虚拟机为调用native层函数，再将nativeFunc指针指向自己实现的native方法()；
Android版本高于5.0时，使用xposed需要刷入框架，替换系统的
1.重写系统的Zygote，加入一段代码，所有从zygote fork出的进程都注入XposedBridge.jar ，使用XposedHelpers.findAndHookMethod 方法hook系统函数。
2.通过反射机制找到Method，判断安卓版本，初始化参数与返回值类型。
3.修改函数指针。
万物皆可 Hook，探究 Xposed 框架 Hook 原理 - 知乎 (zhihu.com) (hook代码及xposed检测)
Frida hook
** **原理：和Xopsed类似，也是欺骗虚拟机执行自己的native函数，修改accessflags，函数指针，函数执行模式。
1.函数是否 为AOT 编译的热点函数，是则直接执行。
2.Java层函数调用，未经过AOT编译，ARTMethod 的值为artQuickToInterpreterBridge(快速编译代码的入口点)，从二进制执行模式(AOT)切换到边解释边执行(JIT)模式
3.Native层函数调用，未经过AOT编译，ARTMethod的值为artQuickGenericJniTrampoline
所以Frida会更改ARTmethod结构中的：
access_flags_(执行的是Java层还是Native层)
entry_point_from_jni_
art_quick_generic_jni_trampoline
artInterpreterToCompiledCodeBridge
检测：frida开启的端口、被注入进程中是否存在frida-agent-32.so模块、检测进程是否有frida-server、探测端口通信D-bus协议。
Xposed 与 frida 的区别：
Xposed是通过修改字节码实现hook，因此只能搞Java层函数，且安装需要root权限，稳定性较好。
frida是通过向程序注入JavaScript脚本，动态二进制插桩实现，所以native层函数也可以搞，不用root，上去就是干，但是稳定性较差，没事就崩给你看。
APK简单对抗
1.Java层混淆：jadx -> 工具 -> 反混淆
2.资源加密：特点 直接用Android killer打开，反编译失败，资源文件报错；在手机MT管理器中更改代码。
3.签名校验：
java层：关键API getPackageManager(获取包管理器) getPackageInfo(获取包信息) packageInfo.signatures(包签名信息)
so层：先找到执行签名校验的so文件，拖入IDA，查看导出表，check_sign jni_onload(动态注册) java_(静态注册)等关键函数，分析校验逻辑更改so或者java层文件。
通过Java反射机制调用签名校验Java反射机制详解_杨 戬的博客-CSDN博客。
PackageInfo packageInfo = getPackageManager().getPackageInfo(
getPackageName(),
PackageManager.GET_SIGNATURES);
Signature[] signs = packageInfo.signatures;
4.模拟器检测：检测蓝牙，电话信息权限，已安装的APK，CPU框架等。
5.类抽取：将dex文件中的函数指令转为NOP，程序跑起来时在so层填充该函数指令。
正向还原：第一种是通过读取
/proc/<pid>/maps
文件获取加载的DEX文件地址，然后对DEX文件进行解析，找到NOP指令进行还原；第二种方法就是通过Hook系统函数(最简单的就是
dexFindClass
函数)然后进行指令还原。
逆向还原：最终解密出的Java函数还是要在内存中的，使用IDA动态调试拿到原本的函数字节码，填充回dex，或者同样hook系统函数，等程序填充后在dump dex。
dex方法还原：
使用 010Editor 找到该方法的类(在class区段中找)
选中并打开类数据标签(2)，打开方法列表(3，下图中有两个列表)，在列表中找到参数类型与返回值类型与咱们的目标函数相同的方法，此次实验目标为public void org.a.a.m.c.a(char[], int, int)方法。
按照下图打开选项卡，找到方法对应的16进制数据，进行填充或者删除，最后还需要更改dex文件头中的SHA1(或者其他的？)校验信息。
6.第四代VMP壳：程序启动时，将加密后的dex文件解密，加载到内存；在内存中创建一个虚拟机，将dex转换为vmp虚拟指令集；再将指令集转换为Dalvik字节码执行(用到那个dex中的方法就解密哪个，不是一次性将dex转为Dalvik字节码)
7.函数级加密：
** **在应用程序运行时，解密函数会被调用来解密每个被加密的函数，然后将其加载到内存中，并在执行时动态解密。
静态函数级加密：每个函数加密方式**相**同，拿到解密函数还原。
动态函数级加密：每个函数加密方式**不**同；动态函数级加密中，每个函数使用不同的密钥进行加密，获取每个函数对应的密钥；找出解密函数，解密函数使用密钥对每个函数进行解密。
8.不落地加载壳：
** **先执行壳程序，在内存中解密程序本身的dex，在so层调用系统 libdvm.so 中的 openDexFile 函数加载内存中的dex，该函数的返回类型为int类型的cookie。
9.so加壳：
通过加壳器对原始so文件进行混淆与加密，运行时在解密，详见 Android杂项 中的自定义linker
10.ollvm混淆：
控制流平坦化：听起来好像很难懂，其实就是把原本直接的函数调用，前面加上各种 if 、for、switch、while等分支判断的逻辑，加大逆向分析的时间开销，函数逻辑变得混乱。
- （1）函数的开始地址为序言的地址；
- （2）序言的后继块为主分发器；
- （3）后继为主分发器的块为预处理器；
- （4）后继为预处理器的块为真实块；
- （5）无后继的块为retn块；
- （6）剩下的为无用块。
下图为经过ollvm控制流平坦化处理的函数
去混淆的思路就是去除无用块及确定真实块执行的先后顺序。
指令替换：将程序原本简单的二元运算(加 减 乘 除 异或 与 等等)，替换为更加复杂的运算，但结果和原本一样(PS：纯纯有病，技术不行，cpu来凑？)
控制流伪造：和平坦化差不多，就是 if 、for、switch、while 循环的替换，加大分析难度，让cpu更容易冒烟。
Android反调试
1.关键文件检测：改文件名。
2.调试端口检测：更改ida，frida等默认连接端口；
3.进程名检测：android_server gdbserver gdb等进程名检测；父进程名检测，桌面启动的父进程名应为zygote，hook 或修改smali
4.Java层反调试：android.os.Debug.isDebuggerConnected()，killer中搜索函数更改；xml中applicationInfo属性中添加android：debuggable=“true”。hook该函数让其返回1；
5.ptrace检测(相当于Windows中的attch)：手动跟踪到ptrace函数修改返回值；编写新的ptrace函数so文件放到app的lib下并设置环境变量；hook大法，
6.TracerPid 检测：基本同上，检测/proc/self/status的TracerPid 值。不为0就是被调试了，通过修改内核文件/dev/block/mmcblk0/boot中TracerPid函数硬编码实现；程序建立子线程附加自己，如果TracerPid值为0则退出；。
7.断点检测：rtld_db_dlactivity函数：这个函数默认情况下为空函数，这里的值应该为0，而当有调试器时，这里会被改为断点指令；获取该函数地址，将其nop。
8.时间检测，单步调试陷阱：app主动设置断点，并在代码中注册断点信号处理函数，未被调试(执行断点发出信号—进入处理信号函数—NOP替换断点—退回PC)，被调试，执行调试程序的处理函数，他会恢复目标处指令失败，然后回退PC，进入死循环。
9.利用ida先截获信号的特性：将关键函数放在信号处理函数中，未被执行则被调试。
10.双进程守护：主进程a，fork子进程b，b进程ptrace a的所有线程；修改安卓源码；
Java层的双进程通过xposed hook应该可以解决(xposed是通过重写zygote进程实现hook，理论上可以拦截所有Java层的操作)；so层的可以在该so刚加载时就附加，然后修改fork操作(未实践)。或者编写一个so库，里面重写ptrace和dlopen函数，重写的函数里面最后在调用真正的系统函数，加载该库。
Android风控
风险控制，为了解决和预防将要发生，或者可能发生的一些危险情况，从而减轻损失。
注：并不完全是新内容，选读，因为近期面试遇到过不少，所以自己学学之后打算写个笔记加深一下印象。
蜜罐数据：当发现作弊以后返回的数据是非正常的数据，可能存在埋点等信息，比如在视频的随机帧中添加标识，水印等，返回错误，重复的数据。
IP限制：当一个IP请求过量或过于频繁时，返回错误数据或者蜜罐数据。
设备指纹：设备指纹的核心是使用设备的唯一识别码，就像每个人的身份证号码一样。
java函数获取：Settings. Secure / Global .getString(context.getContentResolver(),Settings.Secure.ANDROID_ID)
黑灰产通过协议逆向，实现批量注册等“薅羊毛”行为，可通过网络数据包中的设备指纹判断，是否为同一设备，短时间内大量注册账号，从而判定是否遭到黑产攻击。
App环境信息：可以通过该设备运行环境的信息，将用户划分为 可疑设备 与 黑产设备。
1.root检测：su权限，文件检测；扫描 magisk 关键字；maps检测等。
2.Hook检测：主流hook框架Frida与xposed检测上报。
3.沙箱检测：判断APK的私有路径是否为 /data/data/包名；
4.自定义rom检测：需要有手机的驱动源码才能自定义rom，通过对比md5值等检测是否存在自定义rom。
5.查杀分离：当当前设备被服务器判定为黑产时，不会立即封杀，而是延时几小时或者几天在封杀，防止黑产一次一步步摸清风控判断依据。
6.心跳包&用户行为检测：在app刚跑来就与服务器建立socket连接，每隔一段时间发送一个心跳包，如果通过单纯的逆向网络协议实现算法接口，再通过PC发送数据的话，服务端在长时间没有收到用户的心跳包后，就可以将此设备判定为黑产设备。用户通过逆向字节写的点击框架，可能没有一点多余的操作，如正常用户的滑动屏幕，点击时间间隔，屏幕点击坐标等，也可以以此作为风控判定标准。
7.异常&行为埋点：正常用户点击登入接口时，在之前肯定会打开app的登入页面，可以在登入页面设置埋点，发送特定的数据包给服务器，如果用户只发送了登入的数据包，或者发送的埋点数据不足时，可以此判定该设备为黑产设备。
Android 进程注入
动态注入
由于Linux的进程机制，每个进程在安装后都会分配一个独享的UID，所以要想达到进程注入，需要拿到系统的root权限，之后总体流程和PC端大同小异；
获取进程pid
附加进程 ：Attch(pid)
保存目标进程寄存器 ：GetRegs(pid,&SaveRegister)
目标进程内申请空间 ：通过mmap映射申请，与binder差不太多
写入shell ：
修改PC寄存器，
执行shell。
静态注入
通过修改ELF文件实现，
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