[原创]七神分析之还原篇-Android安全-看雪安全社区

## 前言

**内容和思路可以看看，有一点点概念就好，也可能还是我对VMP的思考太浅显了，道可道非常道的感觉吧**

上文：[七神VMP真正的分析与还原](https://bbs.kanxue.com/thread-292925.htm)

> **作者：** 人生导师
> **日期：** 2026 年 9 月 28 日
> **注意：** 这篇风格属于从头到尾开始写的，我是从创建项目时候就开了这个文档，所以一些踩坑思路就没有删除，只会在后面推翻，

---

从上篇来看，结构可以看出来了，但是还是没还原到程序，得到的是去虚拟化的 trace 日志，而非程序，现在应该想点办法，把我们这个第二代日志再收缩和结构化
这时候就真应该想一下收缩什么东西，怎么收缩，以什么进行收缩，其实可以回想一下程序都有什么

1. 普通代码，也就是 a = b + c 之类的
2. 条件语句，也就是 if{}else{}之类的
3. 循环语句，也就是 for(){} while(){}之类的
4. 函数调用，也就是 @CALL 那些东西
5. 错误语句，理论上来说是有这种的，但是我们是从二进制上来的，所以就不考虑这种了，C 本身不是也没 try 吗？

不是收缩指令，收缩是指“重复的执行行为”，第二代日志 → Structural IR 的过程，本质上是把动态执行序列中的重复、分叉、回边和调用边压缩成结构节点。

其实这五点已经说清楚了，然后来说后续思考和思路

第一种代码形式很简单，根据 worklist 思想把没有跳转(确定执行路径的内容)归类成一块，这块就不变了，也不会动

第二种带有条件的，这种在 VMP 内的范式和体现就是对 IP 的不确定推进，但是但是，VMP 的字节码是非常非常规范的(在当时执行的 handler 情况下，不考虑跨 handler 导致的指令不定长)不会说一个分支+1 一个分支+1.5，那加 1.5 那个分支还走不走了，下一个字节码没办法执行了，这时候其实可以考虑找看一下加的内容(true 和 false 分别加多少，然后我们手动的加减后续执行？有点抽象了，我也写懵逼了)

第三种是循环结构，为什么我敢直接说是循环呢？因为我从 VSCode 的侧边缩略图看它执行了 N 次一模一样，并且还有条件判断，比如下面的案例，可以得知上一条是 0x11b 当前是 0x104 这时候就可以反推走了什么分支了，首先减去 1 得到 0x103 再让 0x11b - 0x103 = 0x18，也就是说这两个是不相等的，再看最后一行，这玩意是相等的所以 IP 等于 0x11c 了，也就是这玩意极有可能是一个 while(reg_a != reg_b)的循环结构

```
VREG[0x5] = (VREG[0xa] + VREG[0x9]) | 0x105
VREG[0xa] = (VREG[0xa] + 0x4) | 0x106
VREG[0xc] = sext(*(VREG[0x5] + sext(*(0x7df3ad4f9a)))) | 0x10c
VREG[0xd] = sext(*(VREG[0x5] + sext(*(*(0x7df3ad4f80) + 0x2)))) | 0x10c
VREG[0xe] = sext(*(VREG[0x5] + sext(*(*(0x7df3ad4f78) + 0x2)))) | 0x10c
VREG[0xc] = (VREG[0xc] ^ VREG[0xd]) | 0x10c
VREG[0xd] = sext(*(VREG[0x5] + sext(*(*(0x7df3ad4f68) + 0x2)))) | 0x10c
VREG[0xe] = ((VREG[0xe] >> 0x19) | (VREG[0xe] << 0x7)) | 0x10d
VREG[0xd] = ((VREG[0xd] >> (*(*(0x7df3ad50c0) + 0x2) & 0x1f)) | (VREG[0xd] << (0x20 - (*(*(0x7df3ad50c0) + 0x2) & 0x1f)))) | 0x110
VREG[0xc] = (VREG[0xd] ^ VREG[0xc]) | 0x110
VREG[0xd] = sext(*(VREG[0x5] + -0x18)) | 0x111
VREG[0xd] = (VREG[0xd] ^ VREG[0xe]) | 0x115
VREG[0xe] = ((VREG[0xc] >> (*(*(0x7df3ad5180) + 0x2) & 0x1f)) | (VREG[0xc] << (0x20 - (*(*(0x7df3ad5180) + 0x2) & 0x1f)))) | 0x115
VREG[0xd] = (VREG[0xc] ^ VREG[0xd]) | 0x115
VREG[0xc] = ((VREG[0xc] >> (*(*(0x7df3ad5240) + 0x2) & 0x1f)) | (VREG[0xc] << (0x20 - (*(*(0x7df3ad5240) + 0x2) & 0x1f)))) | 0x118
VREG[0xd] = (VREG[0xe] ^ VREG[0xd]) | 0x118
VREG[0xc] = (VREG[0xc] ^ VREG[0xd]) | 0x11b
*(VREG[0x5] + 0x0) = VREG[0xc] | 0x11b
ip = ((*(ip) + ((VREG[0xa] == VREG[0xb]) ? 0x0 : -0x18)) + 0x1) | 0x104
VREG[0x5] = (VREG[0xa] + VREG[0x9]) | 0x105
VREG[0xa] = (VREG[0xa] + 0x4) | 0x106
VREG[0xc] = sext(*(VREG[0x5] + sext(*(0x7df3ad4f9a)))) | 0x10c
VREG[0xd] = sext(*(VREG[0x5] + sext(*(*(0x7df3ad4f80) + 0x2)))) | 0x10c
VREG[0xe] = sext(*(VREG[0x5] + sext(*(*(0x7df3ad4f78) + 0x2)))) | 0x10c
VREG[0xc] = (VREG[0xc] ^ VREG[0xd]) | 0x10c
VREG[0xd] = sext(*(VREG[0x5] + sext(*(*(0x7df3ad4f68) + 0x2)))) | 0x10c
VREG[0xe] = ((VREG[0xe] >> 0x19) | (VREG[0xe] << 0x7)) | 0x10d
VREG[0xd] = ((VREG[0xd] >> (*(*(0x7df3ad50c0) + 0x2) & 0x1f)) | (VREG[0xd] << (0x20 - (*(*(0x7df3ad50c0) + 0x2) & 0x1f)))) | 0x110
VREG[0xc] = (VREG[0xd] ^ VREG[0xc]) | 0x110
VREG[0xd] = sext(*(VREG[0x5] + -0x18)) | 0x111
VREG[0xd] = (VREG[0xd] ^ VREG[0xe]) | 0x115
VREG[0xe] = ((VREG[0xc] >> (*(*(0x7df3ad5180) + 0x2) & 0x1f)) | (VREG[0xc] << (0x20 - (*(*(0x7df3ad5180) + 0x2) & 0x1f)))) | 0x115
VREG[0xd] = (VREG[0xc] ^ VREG[0xd]) | 0x115
VREG[0xc] = ((VREG[0xc] >> (*(*(0x7df3ad5240) + 0x2) & 0x1f)) | (VREG[0xc] << (0x20 - (*(*(0x7df3ad5240) + 0x2) & 0x1f)))) | 0x118
VREG[0xd] = (VREG[0xe] ^ VREG[0xd]) | 0x118
VREG[0xc] = (VREG[0xc] ^ VREG[0xd]) | 0x11b
*(VREG[0x5] + 0x0) = VREG[0xc] | 0x11b
ip = ((*(ip) + ((VREG[0xa] == VREG[0xb]) ? 0x0 : -0x18)) + 0x1) | 0x11c
```

第四种函数调用这个，直接当作默认的基本块处理就好了，调用不是分支，是一个必然会走的指令，只不过跳转到了其他地方然后再回来，并不会影响程序的继续
第五种错误处理就应该看虚拟机有没有实现了，京东的 VMP 是实现了的，错误会有一个小的分支处理然后直接 ret 回去，不过也是防止虚拟机出现意外并不是还原向的错误处理

其实到这里，我在想是不是应该重构一下我的 IR 产出呢？这玩意特太不规律了，现在这个更像是漂亮的日志，不像是能稳定提供下文的 IR ，作用与还原的 IR 其实应该像伪汇编一样，结构化起来，opcode 可以直接获取到，然后就是 operands 的操作顺序了，怎么说呢？搞这东西这么久了，其实也有点感觉了，上面那种产出说明已经可以做到识别操作顺序了，搞一个归一化，opcode dst src(一个或者两个操作数)，还有一件事就是复合指令集做了很多步骤，多步怎么像 P-code 一样解析成单步

```python
class IR {
	opcode:str 来源于P-code的操作数字，难度系数评估需要模型进行
	operands:list[str] 根据原有lifter.py内容进行排序，具体可看如下参考
	rIP:int(runtimeIP) 运行时vPC计数器
};

*(VREG[0x1] + 0x490) = VREG[0x4] | 0x4
str VREG[0x4], [VREG[0x1], 0x490] <0x4>

VREG[0x4] = VREG[0x1] | 0xe
mov VREG[0x4], VREG[0x1]<0xe>

VREG[0x1b] = *(VREG[0xb] + 0x0) | 0x1d
ldr VREG[0x1b], [VREG[0xb]] <0x1d>

VREG[0x6] = (VREG[0x7] | VREG[0x6]) | 0x21
orr VREG[0x6], VREG[0x7], VREG[0x6] <0x21>

ip = ((*(ip) + ((VREG[0x8] == VREG[0x0]) ? 0x0 : 0x8)) + 0x1) | 0x64
这个还没想好怎么拆解，感觉难点在这啊
```

做出来是真出来了，但是吧，有点操蛋的是它真的太汇编了，并且还给我上了一个伪 SSA，看一下输出吧

```
ldr VREG[0x5], [VREG[0x4], 0x258] <0x10b>
and VREG[0x8], VREG[0x14], 0x3 <0x10c>
add VREG[0x8], VREG[0x8], VREG[0x15] <0x110>
add VREG[0x5], VREG[0x7], VREG[0x5] <0x110>
ldr VREG[0x8], [VREG[0x8], 0x61] <0x110>
add VREG[0x7], VREG[0x7], -0x1 <0x111>
ldr VREG[0x5], [VREG[0x5]] <0x112>
eor VREG[0x5], VREG[0x5], VREG[0x8] <0x115>
ldr VREG[0x8], [VREG[0x4], 0x190] <0x115>
add VREG[0x8], VREG[0x14], VREG[0x8] <0x118>
add VREG[0x14], VREG[0x14], 0x1 <0x118>
str VREG[0x5], [VREG[0x8]] <0x119>
ldr t1, [ip] <0x10a>                            ; IP - 10 + 1 = 0x10a，也就是恢复了进入这块控制流之前
eq t3, VREG[0x6], VREG[0x14] <0x10a>            ; IP指针回退意味着字节码的“重复读取” 也就是控制流的显化
csel t2, t3, 0x0, -0x10 <0x10a>
add t0, t1, t2 <0x10a>
add ip, t0, 0x1 <0x10a>

ldr VREG[0x5], [VREG[0x4], 0x258] <0x10b>
and VREG[0x8], VREG[0x14], 0x3 <0x10c>
add VREG[0x8], VREG[0x8], VREG[0x15] <0x110>
add VREG[0x5], VREG[0x7], VREG[0x5] <0x110>
ldr VREG[0x8], [VREG[0x8], 0x61] <0x110>
add VREG[0x7], VREG[0x7], -0x1 <0x111>
ldr VREG[0x5], [VREG[0x5]] <0x112>
eor VREG[0x5], VREG[0x5], VREG[0x8] <0x115>
ldr VREG[0x8], [VREG[0x4], 0x190] <0x115>
add VREG[0x8], VREG[0x14], VREG[0x8] <0x118>
add VREG[0x14], VREG[0x14], 0x1 <0x118>
str VREG[0x5], [VREG[0x8]] <0x119>

ldr t1, [ip] <0x11a>                            ; IP并没有后退，说明进入了新的程序部分
eq t3, VREG[0x6], VREG[0x14] <0x11a>
csel t2, t3, 0x0, -0x10 <0x11a>
add t0, t1, t2 <0x11a>
add ip, t0, 0x1 <0x11a>
add VREG[0x8], VREG[0x4], 0x248 <0x11b>
@CALL(0x2dd60c)
```

新版本的引入了相对中间值，在全局看可能会发现有很多 t 系列变量，但是这些变量的作用域是本次 IR 产出，边界就是 IP 的变化
IP 实际值，而非理论值因为我们只有 trace，0x119+1=0x11a 这个是最后一步发生的事情，但是它的 IP 在被解析的时候就已经成了 0x11a，所以 IR 也就显示的是 0x11a，哈哈哈哈哈，我想起来一个小妙招，直接在写文件的时候直接输出一条线进行拦截，这样就能明确表示每个 handler 的范围了

根据我们前面说的内容，可以尝试写一下这方面的代码和内容了，首先这玩意肯定是有一个蓝本的，也就是全部解析的内容，不过有必要再次重申我们得到的：

> 根据设备 trace 解析得到去虚拟化的 trace，根据去虚拟化的 trace 对虚拟机结构进行恢复

哈哈哈哈哈哈哈，这东西感觉用图算法或者自己硬写缓存+匹配也可以，图算法肯定是方便一些的，甚至我觉得都可以用 shell 脚本进行收缩，我称这个过程为**去 trace 化**，把 trace 给折叠收缩起来，不知道啥时候能来一个灵感让我对 mem 有使用空间啊

---

## 去 trace 化

去 trace 化做出来了，`prog.txt` 落了盘。但先说个丢人的：卡住我很久的那个点，上次其实已经摸到边了，只是我没敢往下想。

### 一、先把上次的一个结论推翻

上次写到这里的时候我说过这么一句：

> IP 实际值，而非理论值因为我们只有 trace，0x119+1=0x11a 这个是最后一步发生的事情，但是它的 IP 在被解析的时候就已经成了 0x11a，所以 IR 也就显示的是 0x11a

我当时把它当成一个「显示上的小瑕疵」，随手加条横线拦截一下就完事了。**其实它就是答案。**

行尾那个 `<vPC>` 不是「这条 handler 执行时的 IP」，是 **handler 回写 `[x23]` 之后的值** —— 也就是 post-IP。lifter 里 `IR.rIP` 的注释其实早就写明白了，原话是「该 handler 回写后的运行时 vPC」，是我自己没当回事。

一旦认下这条，一堆东西自动就位了：

- 一条指令的 IP = **上一条的 post**，顺着链走就行，不用猜
- 两条指令 IP 相同 ⇔ 是同一条指令（循环里反复跑的那条）
- 上次那段 `IP - 10 + 1 = 0x10a，也就是恢复了进入这块控制流之前` 的注释，用 post 语义重读一遍就通了
- 上次贴的 `ip = ((*(ip) + ((VREG[0xa] == VREG[0xb]) ? 0x0 : -0x18)) + 0x1) | 0x104`，那个 `| 0x104` 是 post 不是当前 IP，式子本身读作 `ip = ip + (cond ? 0 : -0x18) + 1`

### 二、控制线的通式

把控制线的形状全捞出来看，就二十来种模板，核心其实是一个：

```asm
ldr   t1, [ip]              ; 取当前 IP
eq    t3, a, b              ; 判据
csel  t2, t3, A, B          ; cond ? A : B
add   t0, t1, t2
add   ip, t0, K             ; ip = ip + (cond ? A : B) + K
```

- **K 是这条指令占几个 0x30 槽**（编码长度），不是 1 也不是 4 —— 这是上次那个「step=3/4/5/6 是常态」的落点
- **A / B 是两路的相对落点**，`A=0` 就是顺序往下走，`B` 为负就是回边
- 绝对落点 = `pre + K + (A 或 B)`

于是分支、循环、跳转全归一到这一个式子，解出来就是「真枝去哪、假枝去哪」。

### 三、坑一：IP 根本不是全局空间

我第一版就是这么写的：按 IP 全局去重，同一个 IP 归成一条指令。跑出来一看，1789 个不同的 IP，**1177 个是撞车的** —— 同一个 IP 底下挂着好几种完全不同的指令。

一开始以为是 VM 又在搞混淆，后来才反应过来是我蠢：**每个 VM 函数各有一套 IP 空间，都从 0 起。** 所以「0x79」在这份 trace 里同时是六个不同函数里的六条不相干的指令，跨函数 grep 这个数字必然串味。

那怎么认函数？试过拿操作数表地址聚类 —— 也不行，那是**每个调用点各一份**的副本：同一个函数从两个地方调进来，`ldr t2, [0x7d93c34f70]` 里的地址就换了。实测有两个函数（我编的 func 27 / func 31）999 行里只差这一个地址，差点被它骗过去，以为是两个函数。

最后落到「**同一 IP 上是什么指令**」的指纹聚类。指纹里还得再抹掉一样东西：≥5 位十六进制的常量。因为那些是运行时折叠出来的值，同一条指令每轮跑出来都不一样：

```
func 16 里的：  mov VREG[0xf], 0x40a123065ce09c66
func 18 里的：  mov VREG[0xf], 0xc8205bcf40c8a922
```

阈值卡在 5 位是权衡出来的：帧大小 `-0x4a0`、栈槽偏移 `0x498`、跳转偏移 `0x1b` 这些**结构**常量都在 4 位以内，留着刚好够认函数。

### 四、坑二：没有栈帧的函数，一个字都不留

VM 的调用约定是：先抬栈，紧接着把返回址存进新帧。

```asm
add   VREG[0x1], VREG[0x1], -0x380   ; 抬栈
str   VREG[0x3], [VREG[0x1], 0x378]  ; 返回址进新帧
```

我一开始就靠这个认调用，跑出来 38 个帧、看着挺美。结果发现有 **31 个返回配不上** —— 前面明明没进过这么多帧。

原因是有批函数**压根不抬栈** —— 叶子函数，序言一个字都不写。只能退回来看 IP 断口：

> 顺序执行时 post 恒大于 pre（post = pre + 编码长度），post 反而变小，就是换了 IP 空间。

但这个判据我第一版写错了，写成跟「上一条」比，立刻炸出 9000 多个假帧。原因很简单：**回边也是 post 变小。**

判据必须落在**当前这条**上 —— 回边自己一定含 `add ip,`，而调用跳进来那一条是普通指令。改完 69 个帧、零漏配。

### 五、产出

工具叫 `hy.py`，输出 `prog.txt`，33 个函数、9183 行。长这样：

```asm
; ══ func 4   calls=1   insns=13
    0000:  ldr   VREG[0xb], [VREG[0x9], 0x8]
    0001:  ldr   VREG[0x6], [VREG[0x9]]
    0002:  mov   VREG[0x7], 0x0
    0003:  sxt   VREG[0x9], *(*0x7d23c37270 + 0x2)
          ldr   t3, [ip]
          eq    t5, VREG[0x7], VREG[0x9]
          csel  t4, t5, 0xc, 0x0
          add   t2, t3, t4
          add   ip, t2, 0x3
          -> if (v7 == *(*0x7d23c37270 + 0x2)) goto 0x0012
L0006:            ; ← 循环头
    0006:  orr   VREG[0x5], (VREG[0xb] >> (*(*0x7d23c37300 + 0x2) & 0x3f)), (VREG[0xb] << (0x40 - (*(*0x7d23c37300 + 0x2) & 0x3f)))
          add   VREG[0xb], VREG[0x7], VREG[0x8]
    0009:  add   VREG[0x7], VREG[0x7], sxt(*(*0x7d23c37390 + 0x2))
          mov   VREG[0xb], 0x3534393231656365
    000c:  add   VREG[0x5], VREG[0x6], VREG[0x5]
          eor   VREG[0xb], VREG[0x5], VREG[0xb]
    000f:  lsr   t0, VREG[0x6], 0x3d
          lsl   t1, VREG[0x6], 0x3
          orr   VREG[0x5], t0, t1
    0010:  eor   VREG[0x6], VREG[0x5], VREG[0xb]
    0011:  ldr   t1, [ip]
          eq    t3, VREG[0x7], VREG[0x9]
          csel  t2, t3, 0x0, -0xc
          add   t0, t1, t2
          add   ip, t0, 0x1
          -> if (v7 == v9) goto 0x0012  else goto 0x0006
L0012:
    0012:  str   VREG[0xb], [VREG[0xa], 0x8]
    0013:  str   VREG[0x6], [VREG[0xa]]
    0014:  ret            ; → 0x0
```

顺手把 VM 自己的取数舞折了。每条 VM 指令都要先把操作数从表里挖出来，`handlers.log` 里最开头那条长这样：

```asm
ldr   t2, [0x7e23caa3e8]  <0xe>
ldr   t1, [t2, 0x2]       <0xe>
sxt   t0, t1              <0xe>
str   VREG[0x15], [VREG[0x1], t0]  <0xe>
```

这三行是**编码**不是语义，等价于「这条指令的立即数」，只不过提升器没内存、折不出值，只能原样摊开。顺着临时量的 def 链把它们拼成表达式再代回去，四条并成一条：

```asm
000a:  str   VREG[0x15], [VREG[0x1], sxt(*(*0x7e23caa3e8 + 0x2))]
```

中间那串 `*(*0x7e23caa3e8 + 0x2)` 就是**操作数槽的运行时地址**，留着当回查 IDA 的锚点，别丢。

### 六、没有 ground truth 就自己造一个

还原对不对，得有东西验。能拿来验的只有 trace 自己：

> trace 里每一步的**实际后继**，应该落在解出来的两路落点里。

129648 条转移，**对得上 129645 条（99.998%）**，剩下 3 条散在三个函数里各一处。到这个数我才敢说这东西能用了。

### 七、但也撞了三堵墙

得诚实，这三堵不是我写得烂，是方法本身的天花板：

**一、动态 trace 永远只有一条路径。** 164 个跳转落点里 27 个（16%）指向从没执行过的槽位：

```asm
    004a:  csel  t2, t3, 0x2e, 0x0
          -> if (v5 == v0) goto 0x0079   ; 0x0079 本次未执行
L004b:
```

这次 `v5 == v0` 一直是假，那一支一次没走，所以 func 0 里**根本没有 0x79 这条指令**。想要它，只能换输入重跑。**没有一个动态 trace 能给你整个程序。**

**二、常量是每次调用解密出来的。** 就是前面说的 func 16 / func 18 —— 同一个函数调两次，999 条指令只差 3 条，全在 `mov VREG[0xf], 0x40a1...` 这种地方。**这批值不在字节码里，在密钥流里**，把 VM 拆得再干净也拿不到。

**三、操作数槽还是没解出值。** `*(*0x7e23d2a470 + 0x2)` 这种，提升器没内存。

### 八、不过，认出了 SM3

给工具加了个 `--consts`，把每个函数的 32 位常量全列出来：

```
func 7   calls=2   0x163138aa 0x172442d7 0x7380166f
func 9   calls=23  0x79cc4519 0x7a879d8a
func 11  calls=1   0x20220420
func 26  calls=2   0x0e1e2c17 0x3aa452f7
```

`0x79cc4519` 连着 16 个、`0x7a879d8a` 连着 48 个 —— **这是 SM3 的轮常量 T_j**（j≤15 用前者，j≥16 用后者），没有别的常见算法用这一对。func 7 那边还有 SM3 的 IV。func 9 调了 23 次，23 个 64 字节块 ≈ 1472 字节的消息，跟 IV 一起看，这条线是闭环的。

**但这里有个坑，差点让我漏掉。** 32 位常量在 VM 里是**拆成两半拼**的：

```asm
    0001:  mov   VREG[0x5], 0x79cc0000    ; 高半，先占住
          mov   VREG[0x7], 0x0
    0004:  mov   VREG[0xa], 0x40
    0005:  add   VREG[0x6], VREG[0x1], 0x20
    ...
    0010:  orr   VREG[0xb], VREG[0x5], 0x4519   ; 隔了十几条，低半才补上
    ; → 0x79cc0000 | 0x4519 = 0x79cc4519
```

所以你在日志里直接 grep `79cc4519` 是 **0 命中**，手翻根本翻不到。`--consts` 就是跟踪寄存器状态把两半合回去的。

### 九、一点感想

去 trace 化到此算是做完了：566,691 次 handler 执行压成 33 个函数、9183 行，压缩了六十倍。但说句实话，**「直接还原出算法」这个期待得往回调一点**。

还原不是攻击本身，是**仪器**。它的价值不是「把算法读出来」，是把不透明的一坨变成**能认出来的东西**。而认出来这件事，不需要读懂每一行 —— SM3 是靠常量表认出来的，不是靠读懂那 23 轮压缩。

真正能出结果的地方通常是这三个，哪个都不需要你把 VM 读懂：

1. **边界** —— `prog.txt` 里那 316 个 `native 0x2d1d5c` 就是 VM 和 native 的交界，数据从哪进、往哪出全在那儿。SM3 认出来了，下一个问题就变成「它的输入谁给的、摘要谁拿走了」，这个能查；「SM3 每轮怎么转」查了也没用
2. **侧信道** —— 白盒表、DFA、时序，直接抠密钥，绕开实现
3. **反推调用方** —— 调用关系已经出来了，很多时候业务逻辑压根不在 VM 里，VM 只是被当成一个很贵的加密盒子

下一步就是把 33 个函数的常量全过一遍找别的指纹（AES 的 S 盒、SHA/MD5 的 IV、CRC 表），再给那 316 个 `native` 调用做归属。func 11 的 `0x20220420`（这个长得像日期，2022-04-20）和 func 26 的 `0x0e1e2c17` / `0x3aa452f7` 还没认出来。

作者最后：我还原 VMP 是完全没想过还原出来是什么，为什么要还原，也就是说我是盲目追求的 VMP 还原，但是做了这么多其实我真不推荐搞还原，自己耐心下来，把自己 trace 工具修修多想想怎么通过内存、指令、IO 关系之间进行算法还原与推进，我现在还原出来的这个东西我自己都觉得模糊，其实就算是静态还原也做不到 JSVMP 那么好的还原效果(京东的VMP简单一些，还原出来也还是模糊)，JSVMP 可以做到完整的代码逻辑以及可替换的代码，但是二进制还原出来的是模糊的逻辑，其他没了，VMP 的还原太吃精力，如果仅仅是研究技术，还是浅藏辄止为好

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安卓逆向test 雪币： 499 能力值： ( LV1，RANK：0 ) 在线值：发帖 10 回帖 48 粉丝 65 关注私信	安卓逆向test 3 楼其实这个事很简单，说白了不就是优化折叠trace日志吗，有正确的语义结合大trace样本输入验证，就算语义可能还是有点问题但是其实只要对于当前trace已经是没有影响了，那实际意义上就已经是解决了vm导致的混淆问题了 2026-10-2 23:34 0
啊你好哇123 雪币： 798 能力值： ( LV1，RANK：0 ) 在线值：发帖 0 回帖 376 粉丝 0 关注私信	啊你好哇123 4 楼学习 2026-10-2 23:43 0
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