1.glibc源码分析（二）系统调用
2.C++/C 内存分配-malloc/mmap/syscall深度解析以及性能测试
3.什么方法可以实现golang调用dll_golang调用dll方法
4.免杀动态对抗之syscall[源码分析]
5.Go语言源码阅读分析（3）-- unsafe
6.剖析Linux内核源码解读之《实现fork研究(一)》
glibc源码分析（二）系统调用
在glibc源码中，许多系统调用被使用了.c封装的方式进行封装。这一过程借助嵌入式汇编，严格遵循系统调用封装规则。以stat函数为例，其实现揭示了.c封装的多开hook源码奥秘。
在源代码中，stat系统调用被INLINE_SYSCALL宏所封装。该宏首先调用INTERNAL_SYSCALL宏，执行系统调用并把返回值存入resultvar变量中。接下来，通过判断系统调用是否成功执行，采取相应的后续操作。若执行错误，则调用__syscall_error设置errno并返回-1；若执行成功，则返回resultvar。
在处理系统调用参数个数nr时，INTERNAL_SYSCALL宏发挥了关键作用。根据nr的不同，宏会调用不同的内部函数进行处理。例如，当nr为0时，调用INTERNAL_SYSCALL_MAIN_0宏，设置eax寄存器为系统调用号，执行*_dl_sysinfo函数进行系统调用。当nr为1时，宏将参数1存入ebx寄存器，同时设置eax寄存器为系统调用号，并执行系统调用。
类似的，nr为2、3、4、5或6时，宏分别会将参数2至6存入ecx、edx、esi、编译安装程序源码edi或ebp寄存器中，并与系统调用号相结合，执行*_dl_sysinfo函数。通过这一系列的嵌入式汇编操作，.c文件成功封装了系统调用，实现了高效、精确的调用过程。
总的来说，glibc中.c封装的实现展示了汇编语言的强大功能，以及在系统调用处理中的应用。通过精确的汇编指令和灵活的参数传递，封装过程确保了系统调用的执行效率和正确性。
C++/C 内存分配-malloc/mmap/syscall深度解析以及性能测试
用于实现动态内存分配函数（如malloc、free等）以及操作系统级的内存管理。
通常情况下，malloc和free会使用brk或sbrk来动态管理进程的堆空间。它们会请求增加或减少堆空间的大小，以满足动态内存分配的需求。
在理解brk和sbrk时，需要考虑以下几点：
上面这些都是理论知识，和实际还有不小的差距，大家不要直接记这些理论，一定要动手自己实践，看到什么样的结果，就是什么样，看不到的就后面有机会再补充。
(文章内涉及的源码截图或者片段，若您需要源码工程，可以关注后留言找我要。 )
首先在大多数系统中，栈是有固定大小的，当程序启动时系统会为栈分配一块固定大小的内存空间。栈的大小受限于系统的限制，当栈空间用尽时会引发栈溢出（stack overflow）错误。所以栈不存动态增长的可能，所以我们暂时只分析堆的ddx指标源码调整内存分配。
注意这个KB，说的是每次沈内存的时候判断，不是说累计情况，比如你每次申请1KB，申请了多次，那肯定超了，此时还是会继续使用brk分配，并不会使用mmap。 只有你一次性申请超过KB是才会调用mmap
场景：申请5次内存，前3次申请小内存，后面2次申请超过KB，看看linux系统分配的内存是怎样的？
代码路径：\usr\cbasics_demo\1_malloc_Demo\4_malloc_demo.cpp
sbrk(0)会返回当前brk指针的位置。具体来说，它返回当前数据段的结束地址，也就是堆的顶端。当你调用sbrk(0)时，它实际上并不会改变brk指针的位置，只是返回当前brk指针的值。
可以看到上面的ptr1到ptr3内存地址很接近，说明是连续的，因为我写的代码申请的都是小内存，只有几个字母。
而从ptr4开始，内存地址完全变了，你可以理解pt3的分布还在秦皇岛，而pt4和pt5直接给你放北京了。
他们的区别就在于大小，pt4和pt5是超过KB的，由此可以证明这块的内存分配肯定是不同的。
而继续看Current brk的打印，这里打印的是当前进程内的内存地址：0xc 这很明显和pt1,pt2,pt3 都是在一块区域的，我觉得这足以证明 这三个是用的brk进行分配，而pt4和5没有用brk，因为brk的最新指针地址没有包含他俩。他俩的地址，早就超出了brk的源码中的接口指针范围。
继续看释放哪里的打印，我分别释放了pt1一直到pt5，但是brk的指针地址，一点没变，还是0xc 说明，在底层free函数，不会立即释放内存，brk指针地址并没有改变。 下次申请内存时肯定会重复使用，所以它的性能比较高。
我基于这个demo画了个内存图，方便理解：
malloc函数，会调用brk和mmap（也就相当于syscall），所以性能测试只需触发malloc的小块内存和大块内存分配即可。测试场景如下：
（1）暴力基础测试，不考虑场景，直接测试申请内存效率
（2）触发malloc函数，持续申请小块内存，比如一个list集合或者数组数据，每个内容很小，但是加在一起很大，这时候我们是直接申请一大块内存，还是递增的申请小块内存呢？
（3）触发malloc函数的，大块内存申请，就是内存映射mmap，如果我创建的对象每个都很大，比如里面存储的是业务数据，一个对象就几百兆，那我是直接申请一大块内存做内存映射？还是将该对象拆分掉小块，去申请一堆小块内存呢？
使用malloc申请1万次小块内存，每个内存只有sizeof(char)大小。再使用mmap申请1万次内存，每次申请
*小块内存：0. 秒 大块内存：0. 秒 相差了了倍。
修改限制，不在使用次数，而是macd指标源码今日固定大小，申请小块内存最大只申请MB，但是需要申请很多次，因为每次只是申请*sizeof(char)。
而大块内存每次申请：2** 但是最大申请MB。
结果：
小块：0. 秒 大块：0.秒 相差了倍
总结：从上面的实验得知，申请大块内存和申请小块内存在性能上并没有太大的区别，根本原因是申请次数，你申请大块内存是为了减少申请次数，并不是申请大块内存就快。同样的小块内存申请也一样，你申请的小，也不能频繁的申请，比如第二个场景，为了MB的空间，小块内存申请了万次，结果性能比申请大块内存相差了倍。
重点是：频率
对于内存分配的性能，通常需要考虑以下几个方面：
尝试分析小块内存申请情况
代码如下：
运行结果如下：
第一次打印的结果：
第二次打印的结果：
根据这些数据，我们可以初步分析内存碎片的情况：
malloc和free是C语言库函数，而在C++中常用的是new和delete，
C里面是用malloc_stats();
而C++则需要用/proc/self/smaps文件来查看进程的内存映射情况 ,但是大块内存无法用这个查看，比如mmap分配的。需要其他内存分析工具
A：他们直接的区别
new和delete是C++中的运算符，而malloc和free是C语言中的函数。它们之间有几个重要的区别：
总的来说，new和delete更适合在C++中使用，因为它们提供了更好的类型安全性、异常处理和对象构造/析构的支持。而在C语言中，或者需要与C代码进行交互时，可以使用malloc和free。
B：单纯性能的对比
从性能和原理的角度来看，new和delete与malloc和free之间也存在一些区别：
总的来说，从性能和原理的角度来看，new和delete在处理类对象和支持面向对象编程方面更加方便和安全，而malloc和free则更适合于处理简单的内存分配和释放操作。
然而在C++中，operator new通常会调用malloc来分配内存，但它并不是直接调用malloc函数。相反，C++标准库会提供operator new的重载版本，以便用户可以自定义内存分配行为。这意味着operator new可以使用不同的内存分配策略，而不仅仅是调用malloc。
因此，尽管new操作符在底层可能会使用operator new来执行内存分配，而operator new可能会使用malloc来分配内存，但new操作符并不会直接调用malloc函数。这种分层的设计使得C++的内存分配更加灵活，并且允许用户自定义内存分配策略。
最后这个总结我没法证明，毕竟还没看new的源码，现在查询到的资料看底层最终还是会到c的malloc函数上。
编译：g++ -o 5_2_pmTest_malloc_demo.o 5_2_pmTest_malloc_demo.cpp -lrt
运行： ./5_2_pmTest_malloc_demo.o
运行结果：可以看到C++并没有多太多。
C malloc and free time: 0. seconds
C++ new and delete time: 0. seconds
什么方法可以实现golang调用dll_golang调用dll方法
在Go语言中调用DLL方法有两种方式，一种是通过cgo包实现，另一种则是使用syscall包。接下来，我们将分别介绍这两种方法。
首先，我们来了解一下使用cgo包调用DLL方法的方法。cgo是Go语言提供的一个专门用于调用C代码的工具。在Go代码中，我们可以通过插入cgo注释来告诉Go编译器需要调用C代码。具体步骤如下：
第一步，创建一个包含需要调用DLL方法的C代码文件，保存为xxx.c。这个文件中需要包含DLL的头文件，以及需要调用的方法的声明。
第二步，使用命令go build编译Go源码，并生成可执行文件。
第三步，使用命令go run或者go build生成的可执行文件运行Go程序，调用DLL方法。
接下来，我们再来看一下使用syscall包调用DLL方法的方法。syscall包是Go语言提供的用于调用系统函数的包，我们可以利用它来调用DLL方法。具体步骤如下：
第一步，使用import导入syscall包。
第二步，使用syscall.LoadLibrary函数加载DLL。
第三步，使用syscall.GetProcAddress函数获取DLL方法的地址。
第四步，使用syscall.Syscall函数调用DLL方法。
如果你在使用DLL方法时遇到任何问题，建议使用一键智能修复DLL助手（点击即可下载）。它是一款专业的DLL修复工具，可以帮助你解决各种DLL相关的问题。
以上就是Go语言调用DLL方法的两种方法，希望能对你有所帮助。如果你还有其他问题或需要进一步的指导，请随时告诉我。
免杀动态对抗之syscall[源码分析]
基础概念
操作系统分为内核和应用层，从R0-R3，R0是内核，R3是用户层。Windows中日常调用的API都是R3抽象出来的接口，虽然Win API它也是R3接口，但由于Windows的设计思想就是高度封装，实际上的R3 API是ntdll.dll中的函数。
我们调用的Win API都是kernel.dll/user.dll中的函数，最终都要经过ntdll.dll。
逆向学习一个函数，选定CreateThread，ntdll中的对应函数是NtCreateThread。可以看到首先给eax赋值（系统调用号SSN），然后再执行syscall。
EDR的工作原理是对Windows API进行hook。一般使用inline hook，即将函数的开头地址值改成jmp xxxxxxx(hook函数地址)。知道了syscall的调用模板，自己构造syscall（获取SSN，syscall），即可绕过EDR对API的hook。
学习不同项目对应的手法，如HellsGate、TartarusGate、GetSSN、SysWhispers等。这些项目通过遍历解析ntdll.dll模块的导出表，定位函数地址，获取系统调用号SSN，实现动态获取SSN。
使用直接系统调用或间接系统调用，如SysWhispers系列项目的直接系统调用（手搓syscall asm）和间接系统调用（使用用户态API，如kernel.dll中的API）。系统调用号SSN在不同版本的系统下是不一样的，可以参考相关技术博客整理的列表。
SysWhispers2使用随机系统调用跳转（Random Syscall Jumps）避免“系统调用的标记”，通过SW__GetRandomSyscallAddress函数在ntdll.dll中搜索并选择一个干净的系统调用指令来使用。
SysWhispers3引入了egg技术（动态字符替换，汇编指令层次的混淆）和支持直接跳转到syscalls，是spoof call的变体，绕过对用户态asm文件syscall的监控。
HWSyscalls项目通过kernel gadget，跳到ntdll.dll中做间接syscall，更彻底地实现了间接系统调用。
这些项目的实现涉及软件中自定义堆栈流程、硬件断点等技术，通过内核函数调用、动态字符替换、异常处理机制等，绕过EDR检测和系统调用监控，实现免杀动态对抗。
Go语言源码阅读分析（3）-- unsafe
Go语言的unsafe包提供了一套打破类型安全限制的操作，但使用时需谨慎，因为它可能导致代码无法移植。包内主要包含unsafe.go文件和一些声明，实际实现和测试用例并未提供。关键内容如下： 1. Pointer类型：可以转换为任何类型的指针，以及Uintptr类型，这种转换允许直接读写内存，风险极高，需谨慎使用。 - 可以将任意类型转换为Pointer类型，但转换后不能长于原类型，且要求内存布局一致。例如，将float转换为uint的函数`Floatbits`。 - Pointer可以转换为uintptr，但这种转换仅用于内存地址的打印，且不能直接从uintptr恢复为Pointer，除非是枚举类型。 2. 偏移指针：用于访问结构体字段或数组元素，需确保指针不会超出原始对象的内存范围。 3. syscall调用：在syscall包中，某些函数需要在同一条语句中进行指针到uintptr的转换，以确保指针指向的对象在调用时仍然有效。 4. reflect包使用：reflect.Value.Pointer和UndafeAddr返回的都是uintptr，应在获取后立即转换为Pointer，避免对象被GC回收。 5. 反射结构体转换：例如StringHeader和SliceHeader的Data字段，仅在指向活动切片或字符串时有效。 总之，unsafe包的使用需遵循特定的规则和限制，不当使用可能导致程序不稳定或移植问题。接下来的计划是研究reflect包。剖析Linux内核源码解读之《实现fork研究(一)》
Linux内核源码解析：深入探讨fork函数的实现机制（一）
首先，我们关注的焦点是fork函数，它是Linux系统创建新进程的核心手段。本文将深入剖析从用户空间应用程序调用glibc库，直至内核层面的具体过程。这里假设硬件平台为ARM，使用Linux内核3..3和glibc库2.版本。这些版本的库和内核代码可以从ftp.gnu.org获取。
在glibc层面，针对不同CPU架构，进入内核的步骤有所不同。当glibc准备调用kernel时，它会将参数放入寄存器，通过软中断(SWI) 0x0指令进入保护模式，最终转至系统调用表。在arm平台上，系统调用表的结构如下：
系统调用表中的CALL(sys_clone)宏被展开后，会将sys_clone函数的地址放入pc寄存器，这个函数实际由SYSCALL_DEFINEx定义。在do_fork函数中，关键步骤包括了对父进程和子进程的跟踪，以及对子进程进行初始化，包括内存分配和vfork处理等。
总的来说，调用流程是这样的：应用程序通过软中断触发内核处理，通过系统调用表选择并执行sys_clone，然后调用do_fork函数进行具体的进程创建操作。do_fork后续会涉及到copy_process函数，这个函数是理解fork核心逻辑的重要入口，包含了丰富的内核知识。在后续的内容中，我将深入剖析copy_process函数的工作原理。