ReverseEngineering

Process Virtual Address Space │ ├── Executable Image ├── Loaded DLLs ├── Heap Allocations ├── Thread Stacks ├── Memory-Mapped Files └── Other Memory Regions Each of these sections has a different purpose

Image Loading vs. Manual Mapping What does Windows Loader do and why are the differences in loading methods important for memory analysis? So far, we have learned about the PE structure, the concept of the ImageBase table, and the difference between Raw Offset and RVA Now we come to one of the important topics in Windows reverse engineering: The difference between normal loading of an executable file and placing an Image in memory in a different way from the normal Loader path How is normal PE loading done? When Windows runs an executable file or loads a DLL normally, various parts of the operating system play a role in managing this process Simplified view: PE File | v Windows Loader | ├── Examine the PE structure ├── Prepare the Image ├── Manage dependencies ├── Process relocation if necessary ├── Prepare imports └── Complete the steps required for loading | v Image in Memory This diagram is simplified The actual details depend on the Image type, Process state, and loading path The important thing is that PE loading is not just copying a few bytes from the file to RAM. The file structure must be prepared for use in the virtual address space, and the necessary steps for dependencies, memory access, and initialization must be performed What does the Windows Loader handle? Some important things: Sections: Different parts of the image are mapped to the virtual address space Relocation: If necessary, the addresses dependent on the loading location are modified Imports: The dependencies required by the management program and the addresses of the required functions are specified Memory Protection: Different memory areas receive permissions appropriate to their use Initialization: The steps necessary to prepare the module for use are performed Of course, not all responsibilities are collected in a single function. The Windows Loader Memory Manager and other operating system components play a role in this process Manual Mapping The term Manual Mapping refers to a method in which a PE is prepared in memory with custom logic instead of going through the entire usual module loading path Conceptually: PE File | v Custom Loading Logic | ├── Preparing Image Sections ├── Address Management ├── Handling Dependencies └── Preparing the Memory Structure | v Memory Region This diagram shows the general concept, not a complete implementation, details the type of PE and the method used by the dependencies Manual Mapping It is not synonymous with malware in itself. Some specialized tools, runtimes and test environments may use unusual loading methods. However, this concept is also important in analyzing some malicious techniques The important point is that preparing a PE in memory alone does not mean that all the usual Windows loading steps have been completed. Dependency management, relocation, initialization and other details may be done differently or require separate implementations What is the main difference from the analyst's point of view? Suppose we have two processes In the first, a DLL is loaded in the usual way: Process A | └── Loaded Module | ├── Module Information ├── Image Layout └── Memory Permissions In the second, there is a region of memory whose content resembles an executable image but has no clear relationship to a regular and identifiable module: Process B | └── Memory Region | ├── PE-like Structure ├── Memory Permissions └── Unusual Module Relationship This difference can be important for further investigation, but it does not prove anything by itself For example, a specialized tool may have used a different loading method, or the Memory Dump information may not be enough to accurately identify the Module Why is the Module List not always the whole story? In Windows, there are various tools that display the Modules of a Process, however, the Module List and the Total Memory of a Process are two different concepts Pay attention to this model:

بنابراین:

اگر یک Region در فهرست Module ها دیده نشد نمیتونیم نتیجه بگیریم که حتما مخربه یا هیچ ارتباطی با یک فایل اجرایی نداره.

برای رسیدن به نتیجه باید ساختار حافظه منشا Region و رفتار Process رو کنار هم بررسی کنیم تحلیلگر چه شواهدی رو بررسی میکنه؟ در بررسی یک Region غیرمعمول این دسته اطلاعات میتونن مفید باشن: هیچکدوم از این موارد به‌تنهایی حکم قطعی نیستن ارزش اصلی زمانی ایجاد میشه که چند شاهد مستقل با هم تطبیق داده بشن ارتباطش با EDR و Memory Forensics از دید دفاعی یک سؤال مهم اینه: آیا میشه با بررسی صرفا فهرست Module ها تمام رفتارهای مرتبط با اجرای کد رو شناخت؟ نه فهرست Module ها فقط یک نمای محدود از وضعیت Process ارائه میده برای بررسی دقیق‌تر ممکنه به اطلاعاتی از این جنس نیاز باشه: Process | ├── Module Inventory ├── Virtual Memory Map ├── Memory Protection ├── Thread Information ├── Call Stack └── Event Timeline | v Behavior Analysis این رویکرد کمک میکنه تفاوت بین رفتار طبیعی برنامه و فعالیت غیرمعمول بهتر بررسی بشه یک نکته هم مهمه: همه‌ی EDR ها به یک اندازه به این اطلاعات دسترسی ندارن یا همه‌ی اون‌ها رو به یک شکل تحلیل نمیکنن نتیجه به قابلیت محصول تنظیمات و Telemetry موجود بستگی داره تمرین مفهومی: دو وضعیت زیر رو مقایسه کنید وضعیت اول: Region Type: Image Module: Known DLL Protection: RX وضعیت دوم: Region Type: Private Module: No obvious association Protection: RX صرفا از روی این اطلاعات نمیشه گفت وضعیت دوم مخربه اما در وضعیت دوم ممکنه لازم باشه اطلاعات بیشتری جمع‌آوری کنید برای هر دو وضعیت این سؤال‌ها رو مطرح کن: آیا ساختار حافظه با نوع Region سازگاره؟ آیا Thread ها و Call Stack اطلاعات مرتبطی ارائه میکنن؟ آیا رویداد های قبل و بعد از ایجاد Region توضیح قابل قبولی دارن؟ سه مفهوم رو از هم جدا نگه دارید: Normal Image Loading: بارگذاری از مسیر معمول ویندوز و مدیریت مراحل مرتبط با آن Manual Mapping: آماده‌سازی یک Image در حافظه با منطق بارگذاری متفاوت از مسیر معمول Memory Forensics: بررسی ساختار و وضعیت حافظه برای فهمیدن اتفاقاتی که داخل Process افتادن این سه مفهوم به هم مرتبطن اما یکی نیستن @reverseengine

Image Loading در برابر Manual Mapping Windows Loader چه کاری انجام میده و چرا تفاوت روش‌ های بارگذاری برای تحلیل Memory مهمه؟ تا اینجا با ساختار PE مفهوم ImageBase جدول IAT و تفاوت Raw Offset با RVA آشنا شدیم حالا میرسیم به یکی از موضوعات مهم در مهندسی معکوس ویندوز: تفاوت بین بارگذاری معمول یک فایل اجرایی و قرار گرفتن یک Image در حافظه به روشی متفاوت از مسیر عادی Loader بارگذاری معمولی PE چطوری انجام میشه؟ وقتی Windows یک فایل اجرایی رو اجرا میکنه یا یک DLL رو به‌صورت معمول بارگذاری میکنه بخش‌ های مختلف سیستم‌ عامل در مدیریت این فرایند نقش دارن نمای ساده‌ شده: PE File | v Windows Loader | ├── بررسی ساختار PE ├── آماده‌سازی Image ├── مدیریت وابستگی‌ها ├── پردازش Relocation در صورت نیاز ├── آماده‌سازی Importها └── تکمیل مراحل لازم برای بارگذاری | v Image in Memory این نمودار ساده‌ شده است جزئیات واقعی به نوع Image وضعیت Process و مسیر بارگذاری بستگی دارن نکته مهم اینه که بارگذاری PE فقط کپی کردن چند Byte از فایل به RAM نیست ساختار فایل باید برای استفاده در فضای آدرس مجازی آماده بشه و مراحل لازم برای وابستگی‌ها دسترسی حافظه و مقداردهی اولیه انجام بشن Windows Loader چه چیزهایی رو مدیریت میکنه؟ چند مورد مهم: سکشن ها: بخش‌های مختلف Image در فضای آدرس مجازی نگاشت میشن Relocation: در صورت نیاز آدرس‌های وابسته به محل بارگذاری اصلاح میشن Import ها: وابستگی‌ های مورد نیاز برنامه مدیریت و آدرس توابع موردنیاز مشخص میشن Memory Protection: محدوده‌ های مختلف حافظه Permission های متناسب با کاربردشون میگیرن Initialization: مراحل لازم برای آماده شدن Module برای استفاده انجام میشن البته تمام مسئولیت‌ ها در یک تابع واحد جمع نشده Windows Loadr Memory Manager و اجزای دیگه‌ی سیستم‌ عامل در این فرایند نقش دارن Manual Mapping اصطلاح Manual Mapping به روشی اشاره میکنه که در اون یک PE به‌جای اینکه تمام مسیر معمول بارگذاری Module رو طی کنه با منطق سفارشی در حافظه آماده میشه به‌صورت مفهومی: PE File | v Custom Loading Logic | ├── آماده‌سازی بخش‌های Image ├── مدیریت آدرس‌ها ├── رسیدگی به وابستگی‌ها └── آماده‌سازی ساختار حافظه | v Memory Region این نمودار مفهوم کلی رو نشون میده نه یک پیاده‌سازی کامل جزئیات به نوع PE و روش مورد استفاده وابسته‌ان Manual Mapping به‌خودی‌خود مترادف بدافزار نیست بعضی ابزارهای تخصصی Runtime ها و محیط‌ های آزمایشی ممکنه از روش‌های بارگذاری غیرمعمول استفاده کنن با این حال این مفهوم در تحلیل بعضی تکنیک‌های مخرب هم اهمیت داره نکته مهم اینه که آماده کردن یک PE در حافظه به‌ تنهایی به معنی کامل شدن تمام مراحل بارگذاری معمول ویندوز نیست مدیریت وابستگی‌ها Relocation ، Initialization و سایر جزئیات ممکنه به شکل متفاوتی انجام بشن یا نیازمند پیاده‌سازی جداگانه باشن تفاوت اصلی از دید تحلیل‌گر چیه؟ فرض کنید دو Process داریم در اولی یک DLL به شکل معمول بارگذاری شده: Process A | └── Loaded Module | ├── Module Information ├── Image Layout └── Memory Permissions در دومی یک ناحیه از حافظه وجود داره که محتوای اون شبیه یک Image اجراییه اما ارتباط واضحی با یک Module معمولی و قابل شناسایی نداره: Process B | └── Memory Region | ├── PE-like Structure ├── Memory Permissions └── Unusual Module Relationship این تفاوت میتونه برای بررسی بیشتر مهم باشه اما به‌تنهایی چیزی رو ثابت نمیکنه برای مثال ممکنه یک ابزار تخصصی از روش بارگذاری متفاوتی استفاده کرده باشه یا اطلاعات Memory Dump برای شناسایی دقیق Module کافی نباشه چرا فهرست Module ها همیشه کل داستان نیست؟ در ویندوز ابزارهای مختلفی وجود دارن که Module های یک Process رو نمایش میدن با این حال فهرست Module ها و تمام Memory های یک Process دو مفهوم متفاوت هستن به این مدل توجه کنید: Process Virtual Address Space │ ├── Executable Image ├── Loaded DLLs ├── Heap Allocations ├── Thread Stacks ├── Memory-Mapped Files └── Other Memory Regions هرکدوم از این بخش ها کاربرد متفاوتی دارن

Execution Environment: Interaction with network files, operating system, or external code can complicate the analysis For this reason, this method is usually used alongside Fuzzing and Static Analysis, not as a complete replacement for them Differences between the three methods Methods Main Idea Symbolic Execution Path analysis with symbolic values ​​and constraints Concrete Execution Execution of the program with real values Concolic Execution Real execution with symbolic path analysis In Concolic Execution, the actual execution of the program is the starting point. Path conditions are recorded. One of the conditions is changed to check the new path, and the solver tries to find a suitable input This method is used in binary analysis, automatic testing, discovery of less-examined paths, and assistance in Fuzzing @reverseengine

Concolic Execution Combining Real and Symbolic Execution to Discover New Paths Concolic Execution is a combination of two methods: Concrete Execution: Executing the program with real input Symbolic Execution: Symbolically examining the data and conditions of the execution path The goal is to start from a real execution, extract the conditions that the program has passed and create new inputs so that other paths can be examined A simple example Suppose the program is: int check(int x) { if (x > 10) { if (x < 20) return 1; } return 0; } We execute the program with this input: x = 5 Since the condition "x > 10" is not true, the program goes directly to "return 0" Execution path: x = 5 | x > 10 ? | False | return 0 So far we have only examined one path But Concolic Execution can use the same execution to find new inputs Extracting Path Condition In the above execution, the following condition is examined: if (x > 10) The actual value of "x" is 5, so the condition is false The symbolic constraint of the path taken is: x <= 10 Now, to examine the opposite branch, we consider this condition: x > 10 A constraint solver such as SMT Solver can suggest a suitable value: x = 15 By re-executing the program: x = 15 | x > 10 ? | True | x < 20 ? This time we reached the second condition, a path that we had not reached in the previous execution Create a new input for the next path The second condition is: if (x < 20) For input 15, this condition is also met and the program reaches this section: return 1; The constraints of the successful path of this program are: x > 10 AND x < 20 That is: 10 < x < 20 So "x = 15" is a valid input to reach this path The important point is that the new input is not chosen randomly but is created using path constraints In practice, the tool can record the executed paths and create a new input to reach a different branch by changing one of the conditions General Algorithm of Concolic Execution Program Execution The program is executed with a real input Recording Path Constraints The tool records the conditions of the branches that the program has crossed. These conditions are called "Path Constraints". Changing a Path Condition Changes one of the conditions to check the opposite branch while still considering the previous path conditions Resolving Constraints An "SMT Solver" tries to find an input that satisfies the new conditions Rerun with new input The program is re-executed with the given input to check a different path This cycle can be repeated many times to cover more paths Relationship of Concolic Execution to Fuzzing In typical Fuzzing, inputs are often created by mutating or changing previous inputs For example: Input A ↓ Mutation ↓ Input B ↓ New Execution But sometimes the program has a condition that makes it difficult to reach the desired branch For example: if (input[0] == 'R' && input[1] == 'E' && input[2] == 'V') { process_special_case(); } Fuzzer must find an input that satisfies all three conditions Concolic Execution can analyze the conditions examined and suggest suitable inputs to traverse the branches Input ↓ Execution ↓ Path Constraints ↓ Solver ↓ New Input ↓ New Path This idea is used in Concolic Testing and some intelligent input guidance methods in software testing Of course, modern fuzzers can also use techniques such as "Coverage-Guided Fuzzing" and reach new paths with targeted jumps without solving the conditions symbolically Limitations of this method Concolic Execution is not magic, although its name seems to be explaining its program to us It has several important problems: Path Explosion: The number of possible paths can increase rapidly Solver Limitations: Some conditions, especially complex calculations or operations Unsupported may be difficult to solve Execution Dependency: Analysis usually starts with paths that require proper inputs to be generated with the initial execution to reach other paths

روش ایده‌ی اصلی Symbolic Execution تحلیل مسیرها با مقادیر نمادین و محدودیت‌ها Concrete Execution اجرای برنامه با مقادیر واقعی Concolic Execution اجرای واقعی همراه با تحلیل نمادین مسیر در Concolic Execution اجرای واقعی برنامه نقطه‌ی شروعه شرط‌ های مسیر ثبت میشن یکی از شرط‌ ها برای بررسی مسیر جدید تغییر میکنه و حل‌ کننده تلاش میکنه ورودی مناسبی پیدا کنه این روش در تحلیل باینری تست خودکار کشف مسیر های کمتر بررسی‌ شده و کمک به Fuzzing کاربرد داره @reverseengine

Concolic Execution ترکیب اجرای واقعی و نمادین برای کشف مسیرهای جدید Concolic Execution ترکیبی از دو روشه: Concrete Execution: اجرای برنامه با ورودی واقعی Symbolic Execution: بررسی نمادین داده‌ ها و شرط‌ های مسیر اجرا هدف اینه که از یک اجرای واقعی شروع کنیم شرط‌ هایی رو که برنامه طی کرده استخراج کنیم و ورودی‌ های جدیدی بسازیم تا مسیر های دیگه هم بررسی بشن یک مثال ساده فرض کنید برنامه اینه: int check(int x) { if (x > 10) { if (x < 20) return 1; } return 0; } برنامه رو با این ورودی اجرا میکنیم: x = 5 چون شرط "x > 10" برقرار نیست برنامه مستقیما به "return 0" میرسه مسیر اجرا: x = 5 | x > 10 ? | False | return 0 تا اینجا فقط یک مسیر رو بررسی کردیم اما Concolic Execution میتونه از همین اجرا برای پیدا کردن ورودی جدید استفاده کنه استخراج شرط مسیر در اجرای بالا شرط زیر بررسی شده: if (x > 10) مقدار واقعی "x" برابر 5 بوده پس شرط غلط شده محدودیت نمادین مسیر طی‌ شده اینه: x <= 10 حالا برای بررسی شاخه‌ی مخالف این شرط رو در نظر میگیریم: x > 10 حل‌کننده‌ی محدودیت‌ها مثل SMT Solver میتونه یک مقدار مناسب پیشنهاد بده: x = 15 با اجرای مجدد برنامه: x = 15 | x > 10 ? | True | x < 20 ? این بار به شرط دوم رسیدیم مسیری که اجرای قبلی بهش نرسیده بودیم ساخت ورودی جدید برای مسیر بعدی شرط دوم اینه: if (x < 20) برای ورودی 15 این شرط هم برقرار میشه و برنامه به این بخش میرسه: return 1; محدودیت‌های مسیر موفق این برنامه عبارت‌اند از: x > 10 AND x < 20 یعنی: 10 < x < 20 پس "x = 15" یک ورودی معتبر برای رسیدن به این مسیر محسوب میشه نکته‌ی مهم اینه که ورودی جدید صرفا تصادفی انتخاب نشده بلکه با استفاده از شرط‌ های مسیر ساخته شده در عمل ابزار میتونه مسیرهای اجراشده رو ثبت کنه و با تغییر یکی از شرط‌ها ورودی جدیدی برای رسیدن به شاخه‌ ی متفاوت بسازه الگوریتم کلی Concolic Execution اجرای برنامه برنامه با یک ورودی واقعی اجرا میشه ثبت شرط‌های مسیر ابزار شرط‌ های شاخه‌ هایی رو که برنامه ازشون عبور کرده ثبت میکنه به این شرط‌ ها "Path Constraints" گفته میشه. تغییر یک شرط مسیر یکی از شرط‌ ها رو برای بررسی شاخه‌ی مخالف تغییر میده در حالی که شرط‌ های قبلی مسیر رو هم در نظر میگیره حل محدودیت‌ها یک "SMT Solver" تلاش میکنه ورودی‌ ای پیدا کنه که شرط‌ های جدید رو برآورده کنه اجرای مجدد با ورودی جدید برنامه با ورودی به‌دست‌ اومده دوباره اجرا میشه تا مسیر متفاوتی بررسی بشه این چرخه میتونه بارها تکرار بشه تا مسیرهای بیشتری پوشش داده بشن ارتباط Concolic Execution با Fuzzing در Fuzzing معمولی ورودی‌ ها اغلب با جهش یا تغییر ورودی‌ های قبلی ساخته میشن مثلا: Input A ↓ Mutation ↓ Input B ↓ New Execution اما بعضی وقتا برنامه شرطی داره که رسیدن به شاخه‌ی موردنظر رو دشوار میکنه مثلا: if (input[0] == 'R' && input[1] == 'E' && input[2] == 'V') { process_special_case(); } Fuzzer باید ورودی‌ ای پیدا کنه که هر سه شرط رو برقرار کنه Concolic Execution میتونه شرط‌ های بررسی‌ شده رو تحلیل کنه و برای عبور از شاخه‌ ها ورودی مناسب پیشنهاد بده Input ↓ Execution ↓ Path Constraints ↓ Solver ↓ New Input ↓ New Path این ایده در Concolic Testing و بعضی روش‌های هدایت هوشمند ورودی در تست نرم‌افزار کاربرد داره البته Fuzzer های مدرن هم میتونن از تکنیک‌هایی مثل "Coverage-Guided Fuzzing" استفاده کنن و بدون حل نمادین شرط‌ ها با جهش‌ های هدفمند به مسیرهای جدید برسن محدودیت‌ های این روش Concolic Execution جادو نیست هرچند اسمش طوریه که انگار قراره برنامه خودش رو برای ما توضیح بده چند مشکل مهم داره: Path Explosion: تعداد مسیرهای ممکن میتونه به‌سرعت زیاد بشه محدودیت حل‌ کننده: بعضی شرط‌ ها مخصوصا محاسبات پیچیده یا عملیات پشتیبانی‌ نشده ممکنه سخت حل بشن وابستگی به اجرا: تحلیل معمولا از مسیر هایی شروع میشه که با ورودی‌ های اولیه اجرا شدن برای رسیدن به مسیرهای دیگه باید ورودی‌های مناسبی تولید بشن محیط اجرا: تعامل با فایل شبکه سیستم‌ عامل یا کد خارجی میتونه تحلیل رو پیچیده‌تر کنه به همین دلیل این روش معمولا در کنار Fuzzing و Static Analysis استفاده میشه نه به‌عنوان جایگزین کامل اون‌ها تفاوت سه روش

Then, if the variable type and base address are known, you can assign the structure type to the relevant variable so that accesses are more readable instead of raw offsets. For example, instead of just seeing that the program reads from [rcx+4], you can recognize that it is reading the second field of the structure. This also simplifies the analysis of subsequent functions because you do not have to calculate from the beginning which memory section each offset refers to each time. Exercise: Suppose you find these instructions in a binary file. Asm mov eax, dword ptr [rbx] cmp eax, 0 mov ecx, dword ptr [rbx+8] mov byte ptr [rbx+12], 1 Based on these instructions, determine what memory offsets are used and what is the size of each access. What types of fields are possible in this Offsets exist Why can't we still say with certainty what fields the original structure has? The main point of this section is that in reverse engineering you don't need to know the original structure from the start. By gathering evidence from offsets, access sizes, and how data is used, you can build a plausible model of the memory structure step by step @reverseengine

Struct Reconstruction When you reverse engineer a binary file, you often don't have the original source code, meaning you don't know what structures the programmer defined and what fields each one has. Here you have to reconstruct the data structure based on how the program accesses memory. We call this Struct Reconstruction. Assume the original program has a structure like this: C struct User { int id; int age; char active; }; This structure has three fields, one for the user ID, one for age, and one for the active status. But when you examine the compiled file, you may not see the User name or the id and age fields at all. You only have assembly instructions that work with memory addresses. Now let's see how we can identify the structure from these instructions. Finding the field addresses. Suppose you come across the following instructions in assembly. Asm mov eax, dword ptr [rcx] mov edx, dword ptr [rcx+4] movzx eax, byte ptr [rcx+8] Let's examine them one by one. Asm mov eax, dword ptr [rcx] Reads four bytes from the address in RCX. Asm mov edx, dword ptr [rcx+4] Reads four bytes from the next four bytes. Asm movzx eax, byte ptr [rcx+8] Reads one byte from the eight bytes after the initial address. Now, the information that We have this form `text Base address + 0 four bytes Base address + 4 four bytes Base address + 8 one byte This pattern can show that the program is accessing three different fields of a structure Determining the size and type of fields Based on the size of the accesses, we can guess what type each field has A four-byte access may be related to int or float A one-byte access may be related to char or a boolean value But be aware that size alone does not determine the exact type of data, for example, a four-byte value can also be part of a larger number To better identify, you need to see where the value is used If the value is used with numerical calculation instructions, it may be a regular number. If it works with instructions related to floating-point operations, it is more likely to be a float Reconstructing the structure Given the accesses we saw, we can create a possible structure C struct Unknown { int field_0; int field_4; char field_8; }; We named the fields based on their memory offsets for now because we don't know their actual use yet After examining more parts of the program, we might find out that field_0 is the user ID, field_4 is the user's age, and field_8 is the activation status The labeling is done based on the meaning of the data, not just the appearance of the assembly Checking for writing to fields Don't just check the read instructions, writing to memory also gives us important information For example: Asm mov dword ptr [rcx], 123 mov dword ptr [rcx+4], 25 mov byte ptr [rcx+8], 1 These instructions write to offsets zero, four, and eight, respectively If you see the same offsets used for reading and writing in different parts of the program, the likelihood that you are dealing with fields of a structure increases Of course, you still need to check whether RCX is really the base address of a shared structure or just a point to a part of memory at that moment Finding the actual size of the structure There is an important point here The largest offset you find is not necessarily the full size of the structure For example, if the last field starts at offset eight and is one byte in size, the minimum space required for these fields is 9 bytes, but the final size of the structure may be larger due to memory alignment rules. For example, the compiler may round the structure to 12 bytes to meet the required alignment. The structure may also have other fields that we have not yet accessed in the paths examined. So you should estimate the size of the structure by examining the memory allocation, how pointers are used, and all visible offsets. How is this done in Ghidra? Once you have found a possible structure, you can create a new structure from the Data Type Manager and define its fields.

این کار تحلیل توابع بعدی رو هم ساده‌ تر میکنه چون لازم نیست هر بار از اول محاسبه کنید هر آفست به کدوم بخش حافظه اشاره داره تمرین: فرض کنید توی یه فایل باینری این دستورها رو پیدا کردید Asm mov eax, dword ptr [rbx] cmp eax, 0 mov ecx, dword ptr [rbx+8] mov byte ptr [rbx+12], 1 با توجه به این دستورها مشخص کنید چه آفست‌ هایی از حافظه استفاده شدن و اندازه هر دسترسی چقدره چه نوع فیلد هایی ممکنه در این آفست‌ ها وجود داشته باشن چرا هنوز نمیتونیم با اطمینان بگیم ساختار اصلی دقیقا چه فیلدهایی داشته نکته اصلی این قسمت اینه که توی مهندسی معکوس لازم نیست از همون اول ساختار اصلی رو بدونید با جمع کردن شواهد از آفست‌ها اندازه دسترسی‌ ها و نحوه استفاده از داده‌ها میتونید قدم‌ به‌ قدم یه مدل قابل‌ قبول از ساختار حافظه بسازید @reverseengine

Struct Reconstruction وقتی یه فایل باینری رو مهندسی معکوس میکنی خیلی وقت‌ ها سورس کد اصلی رو ندارید یعنی نمیدونید برنامه‌ نویس چه ساختار هایی تعریف کرده و هر کدوم چه فیلدهایی داشتن اینجا باید از روی نحوه دسترسی برنامه به حافظه ساختار داده‌ ها رو دوباره بازسازی کنید به این کار میگیم Struct Reconstruction فرض کنید برنامه اصلی همچین ساختاری داشته باشه C struct User { int id; int age; char active; }; این ساختار سه تا فیلد داره یکی برای شناسه کاربر یکی برای سن و یکی هم برای وضعیت فعال بودن. ولی وقتی فایل کامپایل‌ شده رو بررسی میکنی ممکنه اصلا اسم User یا فیلد های id و age رو نبینید فقط دستور های اسمبلی رو دارید که با آدرس‌ های حافظه کار میکنن حالا ببین چطور میتونیم ساختار رو از روی همین دستورها تشخیص بدیم پیدا کردن آدرس فیلد ها فرض کنید توی اسمبلی به دستورهای زیر رسیدید Asm mov eax, dword ptr [rcx] mov edx, dword ptr [rcx+4] movzx eax, byte ptr [rcx+8] بیایم یکی یکی بررسیشون کنیم Asm mov eax, dword ptr [rcx] چهار بایت از آدرسی که داخل RCX قرار داره میخونه Asm mov edx, dword ptr [rcx+4] چهار بایت از چهار بایت بعدی میخونه Asm movzx eax, byte ptr [rcx+8] یک بایت از هشت بایت بعد از آدرس اولیه میخونه حالا اطلاعاتی که داریم این شکلیه `text آدرس پایه + 0 چهار بایت آدرس پایه + 4 چهار بایت آدرس پایه + 8 یک بایت این الگو میتونه نشون بده که برنامه داره به سه فیلد مختلف از یه ساختار دسترسی پیدا میکنه تشخیص اندازه و نوع فیلد ها از روی اندازه دسترسی‌ ها میتونیم حدس بزنیم هر فیلد چه نوعی داره دسترسی چهار بایتی ممکنه مربوط به int یا float باشه دسترسی یک بایتی ممکنه مربوط به char یا یک مقدار بولی باشه اما حواستون باشه که اندازه به‌ تنهایی نوع دقیق داده رو مشخص نمیکنه مثلا یه مقدار چهار بایتی میتونه بخشی از یه عدد بزرگ‌تر هم باشه برای تشخیص بهتر باید ببینید مقدار کجا استفاده میشه اگه مقدار با دستورهای محاسباتی عددی استفاده بشه ممکنه یه عدد معمولی باشه اگه با دستور های مربوط به عملیات ممیز شناور کار کنه احتمال float بودنش بیشتره بازسازی ساختار با توجه به دسترسی‌ هایی که دیدیم میتونیم یه ساختار احتمالی بسازیم C struct Unknown { int field_0; int field_4; char field_8; }; اسم فیلد ها رو فعلا بر اساس آفست حافظه گذاشتیم چون هنوز کاربرد واقعی اون‌ها رو نمیدونیم بعد از بررسی بخش‌ های بیشتری از برنامه ممکنه بفهمیم field_0 شناسه کاربره field_4 سن کاربره و field_8 وضعیت فعال بودنشه سم‌ گذاری بر اساس معنی داده‌ ها انجام میشه نه صرفا ظاهر اسمبلی بررسی نوشتن روی فیلدها فقط دستور های خوندن رو بررسی نکنید نوشتن روی حافظه هم اطلاعات مهمی بهمون میده مثلا: Asm mov dword ptr [rcx], 123 mov dword ptr [rcx+4], 25 mov byte ptr [rcx+8], 1 این دستورها به‌ ترتیب روی آفست‌ های صفر چهار و هشت مینویسن اگه جاهای مختلف برنامه ببینید که همین آفست‌ ها برای خوندن و نوشتن استفاده میشن احتمال اینکه با فیلد های یه ساختار طرف باشی بیشتر میشه البته هنوز باید بررسی کنید که RCX واقعا آدرس پایه یک ساختار مشترکه یا فقط در اون لحظه به یه بخش از حافظه اشاره میکنه پیدا کردن اندازه واقعی ساختار اینجا یه نکته مهم وجود داره بزرگ‌ ترین آفستی که پیدا میکنید لزوما اندازه کامل ساختار نیست مثلا اگه آخرین فیلد از آفست هشت شروع بشه و یک بایت اندازه داشته باشه حداقل فضای مورد نیاز برای این فیلدها 9 بایته اما اندازه نهایی ساختار ممکنه به خاطر قوانین هم‌ترازی حافظه یا همون Alignment بزرگ‌تر باشه برای مثال کامپایلر ممکنه ساختار رو به 12 بایت گرد کنه تا همترازی مورد نیاز رعایت بشه همچنین ممکنه ساختار فیلد های دیگه‌ای داشته باشه که هنوز در مسیرهای بررسی‌ شده بهشون دسترسی پیدا نکردیم پس اندازه ساختار رو باید با بررسی تخصیص حافظه نحوه استفاده از اشاره‌گرها و تمام آفست‌ های قابل مشاهده تخمین بزنید این کار توی Ghidra چطور انجام میشه؟ وقتی ساختار احتمالی رو پیدا کردید میتونید از بخش Data Type Manager یه ساختار جدید بسازی و فیلدهاش رو تعریف کنید بعد در صورت مشخص بودن نوع متغیر و آدرس پایه میتونید نوع ساختار رو به متغیر مربوط اختصاص بدید تا به‌ جای آفست‌های خام دسترسی‌ها خواناتر بشن مثلا به‌جای اینکه فقط ببینید برنامه از [rcx+4] میخونه بتونید تشخیص بدید که داره فیلد دوم ساختار رو میخونه

Simple view: Program.exe | v Import Table | v Required DLLs | v Resolve Functions | v Import Address Table (IAT) The IAT table contains the addresses used to access imported functions That is why the contents of some PE parts in Memory can differ from the corresponding initial values ​​in the file on disk So why might the PE on disk and the memory be different? There are several important reasons: Relocation: Some addresses are modified depending on the loading location Import Resolution: The address of imported functions is determined during the loading process Memory Layout: The structure of sections in memory is not necessarily the same as the raw layout of the file Runtime Changes: The program itself may change some memory data during execution Zero Initialization: Some sections may have allocated space in memory but have no corresponding data in the file and are initialized to zero So if an analyst wants to compare a file on disk with Memory, he should not expect all the bytes to be exactly the same How is this useful in Memory Forensics? Suppose you are examining a Memory Dump and you find a section whose content looks like the structure of a PE A few questions to ask yourself: Is the header valid? Are the sections recognizable? Are the addresses consistent with the Image structure? Memory Related to a known module? Can the differences between file and memory be explained? It is important to note that finding an MZ signature alone does not prove that a valid or executable PE exists in that area. A complete set of evidence must be examined for proper analysis. A PE may also not be easily recoverable due to the way it was uploaded, runtime changes, or even incomplete memory dump data. How this relates to EDR. EDR can use information about memory modules and process behavior to investigate suspicious activity. For example, we might put this information together: Process Information + Loaded Modules + Memory Regions + Thread Activity + Call Stack + Execution Timeline If the memory information is inconsistent with the expected state of a program, further investigation may be warranted. However, it is important to note that: A difference in memory from a file on disk alone is not a definitive indication of malicious manipulation. Some differences are a natural consequence of program upload and execution. So far, we have been familiar with some important concepts. We are: These concepts are very, very important to us in the discussion of memory analysis and program behavior analysis @reverseengine

The Loader processes these dependencies and places the addresses of the required functions in the associated structures

PE In memory and its difference from a file on disk So far we have talked about Private Memory Image-backed Memory and VAD Now we want to see what happens to a Windows executable file when it enters memory and why the version in memory is usually not the same as the version on disk First, let's see what PE is The main executable format of many Windows programs is PE or Portable Executable Consider files like these: program.exe library.dll The general structure of a PE file is approximately as follows: PE File │ ├── DOS Header ├── PE Signature ├── COFF File Header ├── Optional Header ├── Section Headers │ ├── .text ├── .rdata ├── .data ├── .pdata └── Other Sections Not all files necessarily have all of these sections, and their order and details may also vary Each section has specific information, and Windows uses the PE structure to recognize and load the executable file. Uses What happens when PE enters Memory? Suppose this file is on disk: C:\Program Files\App\program.exe When Windows runs it, the operating system Loader performs the upload process Simple view: PE File on Disk | v Windows Loader | v Virtual Address Space | v Program Execution But the point is that Windows usually does not copy the file into memory as a raw, unmodified piece The Loader must process the file structures and place the different parts in the appropriate places The difference between Raw Offset and RVA Here we come to one of the basic concepts Raw Offset Is the address used to find the information inside the file itself on the disk For example: File Offset = 0x600 That is, the desired information starts from Offset equal to 0x600 in the file RVA is the abbreviation for this phrase: RVA = Relative Virtual Address That is, the address of a section relative to ImageBase in the virtual address space For example: ImageBase = 0x140000000 RVA = 0x2000 In this example: VA = ImageBase + RVA So: VA = 0x140002000 This calculation calculates the desired virtual address It is obtained provided that we use the actual ImageBase of the loaded Image The main difference Raw Offset | +--> Location in the file on disk RVA | +--> Location relative to ImageBase in the virtual address space Raw Offset and RVA are not necessarily equal To convert between them, we must also consider the relevant Section information such as PointerToRawData and VirtualAddress In addition, not all virtual addresses necessarily correspond to a section of the data in the file, for example, a section in memory may be larger than its corresponding raw data ImageBase Each Image in the uploaded state has a Base Address, which we call ImageBase For example: Preferred ImageBase: 0x140000000 This address is the preferred location defined for loading the Image in the PE file But Windows does not always have to place the Image exactly there Why? Because that range of virtual address space may not be available or there may be other conditions In this situation, the Image may be loaded to another address Here we go to the next concept Base Relocation Suppose the program expects the Image to be located at this address: Preferred Base = 0x140000000 But in practice it is uploaded to another address: Actual Base = 0x180000000 The difference between these two addresses: Delta = Actual Base - Preferred Base If the Image needs Relocation and the necessary information is available, the Loader uses the Relocation information to correct the addresses dependent on the loading location We call this process Base Relocation The important point is that not all addresses in the file require Relocation, only those that are dependent on the loading location according to the PE structure and have appropriate Relocation information must be corrected What does Import Table do? Programs often use functions from other libraries For example, a program might need functions from these modules: KERNEL32.dll USER32.dll ADVAPI32.dll Information about external dependencies is placed in the Import structures of the PE file

نمای ساده : Program.exe | v Import Table | v Required DLLs | v Resolve Functions | v Import Address Table (IAT) جدول IAT شامل آدرس‌ هایی میشه که برای دسترسی به توابع Import شده استفاده میشن به همین دلیل محتوای بعضی قسمت‌ های PE در Memory میتونه با مقادیر اولیه‌ ی متناظر در فایل روی دیسک متفاوت باشه پس چرا PE روی دیسک و Memory ممکنه فرق داشته باشن؟ چند دلیل مهم وجود داره: Relocation: بعضی آدرس‌های وابسته به محل بارگذاری اصلاح میشن Import Resolution: آدرس توابع Importشده در فرایند بارگذاری مشخص میشه Memory Layout: ساختار Section ها در حافظه لزوما مثل چیدمان خام فایل نیست Runtime Changes: خود برنامه ممکنه هنگام اجرا بعضی داده‌ های حافظه رو تغییر بده Zero Initialization: بعضی قسمتها ممکنه در حافظه فضای اختصاص‌ یافته داشته باشن ولی داده‌ی متناظری در فایل نداشته باشن و با صفر مقداردهی بشن پس اگر یک تحلیل‌گر بخواد فایل روی دیسک رو با Memory مقایسه کنه نباید انتظار داشته باشه تمام Byte ها دقیقا یکی باشن این موضوع در Memory Forensics چه کاربردی داره؟ فرض کنی در حال بررسی یک Memory Dump هستید یک بخش پیدا میکنید که محتوای اون شبیه ساختار یک PE به نظر میرسه چند سوال از خودتون میپرسید: Header معتبره؟ Section ها قابل شناسایی هستن؟ آدرس‌های موجود با ساختار Image سازگارن؟ Memory به یک Module شناخت ه‌شده مربوطه؟ تفاوت‌ های فایل و Memory قابل توضیح هستن؟ نکته‌ی مهم اینه که پیدا کردن امضای MZ به‌تنهایی اثبات نمیکنه که یک PE معتبر یا قابل اجرا در اون ناحیه وجود داره برای تحلیل درست باید مجموعه‌ ای از شواهد رو بررسی کرد همچنین یک PE ممکنه به دلیل نحوه‌ ی اپلود تغییرات زمان اجرا یا حتی ناقص بودن داده‌های Memory Dump به‌سادگی قابل بازیابی نباشه ارتباط این با EDR EDR میتونه از اطلاعات مربوط به Module ها حافظه و رفتار Process برای بررسی فعالیت‌ های مشکوک استفاده کنه برای مثال ممکنه این اطلاعات رو کنار هم قرار بدیم: Process Information + Loaded Modules + Memory Regions + Thread Activity + Call Stack + Execution Timeline اگر اطلاعات Memory با وضعیت مورد انتظار یک برنامه سازگار نباشه ممکنه نیاز به بررسی بیشتری وجود داشته باشه ولی باید دقت کنیم که: تفاوت Memory با فایل روی دیسک به‌تنهایی نشونه‌ی قطعی دست‌کاری مخرب نیست بعضی تفاوت‌ ها نتیجه‌ی طبیعی اپلود و اجرای برنامه هستن تا اینجا با چند مفهوم مهم آشنا شدیم: این مفاهیم برای ما داخل بحث تحلیل حافظه و بررسی رفتار برنامه‌ ها خیلی خیلی مهمن @reverseengine

PE در حافظه و تفاوتش با فایل روی دیسک تا اینجا درباره‌ ی Private Memory Image-backed Memory و VAD صحبت کردیم حالا میخوایم ببینیم وقتی یک فایل اجرایی ویندوز وارد حافظه میشه چه اتفاقی براش میوفته و چرا نسخه‌ی داخل Memory معمولا با نسخه‌ی روی دیسک یکی نیست اول ببینیم PE چیه فرمت اجرایی اصلی بسیاری از برنامه‌های ویندوز PE یا Portable Executable هست فایل‌هایی مثل اینها رو در نظر بگیرید: program.exe library.dll ساختار کلی یک فایل PE تقریبا به این شکله: PE File │ ├── DOS Header ├── PE Signature ├── COFF File Header ├── Optional Header ├── Section Headers │ ├── .text ├── .rdata ├── .data ├── .pdata └── Other Sections همه‌ ی فایل‌ها لزوما تمام این Section ها رو ندارن و ترتیب و جزئیاتشون هم ممکنه متفاوت باشه هر بخش اطلاعات مشخصی داره و Windows از ساختار PE برای شناخت و بارگذاری فایل اجرایی استفاده میکنه وقتی PE وارد Memory میشه چه اتفاقی میوفته؟ فرض کنید این فایل روی دیسک وجود داره: C:\Program Files\App\program.exe وقتی Windows اون رو اجرا میکنه Loader سیستم‌ عامل فرایند اپلود رو انجام میده نمای ساده‌ : PE File on Disk | v Windows Loader | v Virtual Address Space | v Program Execution اما نکته اینجاست که Windows معمولا فایل رو به شکل یک تیکه ی خام و بدون تغییر داخل Memory کپی نمیکنه Loader باید ساختارهای فایل رو پردازش کنه و بخش‌های مختلف رو در جای مناسب قرار بده تفاوت Raw Offset و RVA اینجا به یکی از مفاهیم پایه‌ای میرسیم Raw Offset آدرسیه که برای پیدا کردن اطلاعات داخل خود فایل روی دیسک استفاده میشه مثلا: File Offset = 0x600 یعنی اطلاعات موردنظر از Offset برابر با 0x600 در فایل شروع میشه RVA مخفف این عبارته: RVA = Relative Virtual Address یعنی آدرس یک بخش نسبت به ImageBase در فضای آدرس مجازی مثلا: ImageBase = 0x140000000 RVA = 0x2000 در این مثال: VA = ImageBase + RVA پس: VA = 0x140002000 این محاسبه آدرس مجازی موردنظر رو به دست میاره به شرطی که از ImageBase واقعی Image بارگذاری‌ شده استفاده کنیم تفاوت اصلی Raw Offset | +--> موقعیت در فایل روی دیسک RVA | +--> موقعیت نسبت به ImageBase در فضای آدرس مجازی Raw Offset و RVA لزوما برابر نیستن برای تبدیل بین اونها باید اطلاعات Section مربوطه مثل PointerToRawData و VirtualAddress رو هم در نظر بگیریم ضمن اینکه همه‌ ی آدرس‌ های مجازی لزوما معادل یک بخش از داده‌های موجود در فایل نیستن برای مثال ممکنه یک بخش در حافظه بزرگتر از داده‌ی خام متناظر با خودش باشه ImageBase هر Image در حالت اپلود شده یک Base Address داره که بهش ImageBase میگیم برای مثال: Preferred ImageBase: 0x140000000 این آدرس محل ترجیحی تعریف‌ شده برای بارگذاری Image در فایل PE هست ولی Windows همیشه مجبور نیست Image رو دقیقا همون‌جا قرار بده چرا؟ چون ممکنه اون محدوده از فضای آدرس مجازی در دسترس نباشه یا شرایط دیگه‌ای وجود داشته باشه در این شرایط Image ممکنه در آدرس دیگری بارگذاری بشه اینجا میریم سراغ مفهوم بعدی Base Relocation فرض کنید برنامه انتظار داره Image در این آدرس قرار بگیره: Preferred Base = 0x140000000 اما در عمل در آدرس دیگه ای اپلود میشه: Actual Base = 0x180000000 اختلاف این دو آدرس: Delta = Actual Base - Preferred Base در صورتی که Image به Relocation نیاز داشته باشه و اطلاعات لازم موجود باشه Loader از اطلاعات Relocation برای اصلاح آدرس‌های وابسته به محل بارگذاری استفاده میکنه به این فرایند Base Relocation میگیم نکته‌ی مهم اینه که تمام آدرس‌ های داخل فایل نیازمند Relocation نیستن فقط مواردی که طبق ساختار PE به محل بارگذاری وابسته هستن و اطلاعات Relocation مناسب براشون وجود داره باید درست بشن Import Table چه کاری انجام میده؟ برنامه‌ها معمولا از توابع کتابخانه‌های دیگه استفاده میکنن برای مثال یک برنامه ممکنه به توابعی از این Moduleها نیاز داشته باشه: KERNEL32.dll USER32.dll ADVAPI32.dll اطلاعات مربوط به وابستگی‌های خارجی در ساختارهای Import فایل PE قرار میگیره Loader این وابستگی‌ ها رو پردازش میکنه و آدرس توابع موردنیاز رو در ساختار های مرتبط قرار میده

Waiting Time Process How much time did it spend just waiting for the CPU? This is: Waiting Time For example, a process enters the system: Arrival ↓ Waiting ↓ Running ↓ Waiting ↓ Running ↓ Finished The entire time the process spent waiting for the CPU in the ready queue counts as Waiting Time. Waiting Time = Time spent waiting for the CPU @reverseengine

Waiting Time Process چه مقدار از زمان رو فقط منتظر CPU بوده؟ این میشه: Waiting Time مثلا Process وارد سیستم میشه: Arrival ↓ Waiting ↓ Running ↓ Waiting ↓ Running ↓ Finished تمام زمانی که Process در صف آماده اجرا منتظر CPU بوده در Waiting Time حساب میشه Waiting Time = زمان انتظار برای CPU @reverseengine

Turnaround Time How long does it take for a job to complete from the time it is entered into the system until it is completely finished? Formula: Turnaround Time = Completion Time - Arrival Time For example: Arrival Time = 0 Completion = 10 So: Turnaround Time = 10 This means that the process has been in the system for 10 time units from start to finish @reverseengine