Virtuoso CXT 文件结构、生成原理与三种恢复方案1. 文档范围本文介绍以下内容：CXT 文件是什么，以及它与普通 SKILL 源文件有什么区别。CXT 是怎样从 SKILL/SKILL++ 代码生成的。CXT 文件在磁盘上的整体组织结构。procedure、普通变量、defclass、defgeneric 和 defmethod 在 CXT 中如何表示。CXT 加载时，保存地址如何被重定位成当前进程中的有效地址。为什么受保护的 VCODE 仍然可以被恢复。三种恢复方案：传统方案：修改 Virtuoso 的 *.so，让 pp 忽略保护判断。创新方案一：使用 GDB 修改正在运行的 Virtuoso 内存，再使用 pp。创新方案二：用 C 程序直接加载 *.so，脱离 Virtuoso 和 pp。本文不展开 CXT 外层的简单 XOR 处理。这里关注的是完成外层处理之后，CXT 内部真正有用的对象图、VCODE、类和方法数据。1.1 版本边界文中的精确偏移来自Virtuoso 618版本运行库不同 Cadence/Virtuoso 版本可能改变结构大小、字段含义或内部函数地址。因此应把本文理解为：对当前分析版本已经验证的结构说明；分析其他版本时的可靠方法；不是对所有历史版本都保证不变的公开 ABI 文档。例如，version 602 的 FunObj 是 40 字节，而 version 601 的旧 FunObj 路径使用 32 字节布局。2. 先建立一个正确直觉：CXT 不是源代码压缩包初学者最容易产生的误解是：“CXT 可能只是把 .il 源文件压缩或加密后放进去，解开以后就能拿回原文。”实际情况不是这样。CXT 更接近一份“SKILL 运行时对象图快照”。源代码被读取、求值或编译以后，运行时会形成很多对象：Symbol，也就是变量名和函数名；普通变量的最终值；List/Cons；String；Array；FunObj；VCODE；class metadata；generic method table；method 安装记录；TopForm；namespace 和导出信息。CXT 保存的是这些运行时对象及其相互引用，而不是原始文本。可以把两者类比为：SKILL 源文件 类似“建造说明书” CXT 类似“建造完成后的零件、连接关系和部分可执行程序”因此，恢复出来的代码通常可以在语义上接近原始代码，但以下内容往往已经不可逆地丢失：注释；空格和换行风格；原始括号排版；局部变量原始命名的一部分；某些宏展开前的写法；被优化掉的中间表达式；普通变量赋值时原始 RHS 的计算过程。例如，普通快照路径下：foo = 1 + 2和：foo = 3最终都可能只留下“Symbol foo 的值为整数 3”。仅根据最终 binding 无法判断原来是哪一种写法。3. 阅读本文前需要认识的几个术语3.1 SymbolSymbol 是 SKILL 运行时里的“名字对象”。同一个 Symbol 可以同时关联：普通变量值；函数定义；property list；namespace；保护标志。因此，变量名和函数名不是两种完全不同的对象。它们都可以从 Symbol 开始，只是使用的 binding 槽不同。3.2 BindingBinding 可以理解为“某个名字当前绑定到什么对象”。在当前 64 位版本中：Symbol +0x18 是普通变量值 binding；Symbol +0x20 是函数定义 binding。这也是下面两个函数的区别：ilGetSym(symbol) -> 读取 symbol + 0x18，普通变量值 ilGetd(symbol) -> 读取 symbol + 0x20，函数定义3.3 ILValueILValue 是 SKILL 运行时中常见的 64 位值表示。它既可能直接保存一个小整数，也可能保存指向对象的指针。常见低位标记如下：形式含义0nilvalue & 1 != 0立即数整数，通常为 `(n << 2)value & 2 != 0List/Cons 引用低两位为00对齐后的堆对象指针例如：整数 1 -> (1 << 2) | 1 = 0x5 整数 123 -> (123 << 2) | 1 = 0x1ED因此，小整数不一定需要单独的 integer object。3.4 FunObjFunObj 是 SKILL 可执行函数对象。对于编译后的 SKILL 函数，它会关联：参数数量和参数描述；VCODE 向量；指令入口；函数子类型；保护标志。3.5 VCODEVCODE 是 SKILL 运行时使用的 64 位 qword 混合指令流。它不是字符串，也不是原始源码。VCODE 中可以混合出现：指令 word；立即数；Symbol、String、List 等对象引用；默认参数和 literal；尾部 literal pool。3.6 pppp 是 Virtuoso/SKILL 环境中的 pretty printer。对于 VCODE 函数，它并不只是打印内存，而是会调用官方 VCODE 反编译逻辑，把 FunObj 转换回可打印的 SKILL form。3.7 oblistoblist 是运行时已 intern 的 Symbol 列表。通过比较加载 CXT 前后的 oblist 及其 binding，可以自动发现 CXT 新增或改写的函数和类，而不需要猜测函数名前缀。4. CXT 的生成原理4.1 总体流程下面的流程图展示了从源代码到 CXT 的主要阶段：flowchart TD A["SKILL / SKILL++ 源文件"] --> B["setContext：进入 Context 构建期"] B --> C{"顶层内容采用哪条路径"} C -->|"普通 load / eval"| D["立即执行赋值并编译定义"] C -->|"TopForm 包装"| E["保存待加载时执行的 form 和顺序号"] D --> F["形成运行时对象图"] E --> F F --> G["确定 Context 自有页面和可达对象"] G --> H["复制 Symbol、List、FunObj、类和方法数据"] H --> I["收集字符串到 string blob"] H --> J["收集 Array / VCODE 到 qword vector"] H --> K["序列化用户类型、namespace 和导出信息"] I --> L["写入可变长 CxtHeader"] J --> L K --> L L --> M["写入 BlockHeader 和 object cells"] M --> N["写入 tail 数据"] N --> O["生成 CXT 文件"]4.2 setContext 的作用setContext 不只是设置一个字符串名称。它会让运行时进入 Context 构建状态，并区分：构建 Context 之前已经存在的基础对象；构建期间新建或导出的对象；当前 Context 依赖的旧对象；需要写进 CXT 的对象页面和尾部数据。这样生成的 CXT 不需要把整个 Virtuoso 进程内存全部保存，只需要保存当前 Context 的对象及其必要引用。4.3 普通求值/快照路径普通路径大致是：setContext -> load/eval 源文件 -> procedure 被编译成 FunObj/VCODE -> 普通赋值立即写入 Symbol value binding -> class/generic/method 在运行时安装 -> saveContext 保存最终对象图例如：foo = list(1 "x")赋值执行以后，ilSet1 会把最终 List 对象写入 foo Symbol 的 +0x18。保存时 CXT 会沿着这个引用继续保存 List cell、String descriptor 和字符串内容。这条路径保存的是结果，不保存原始表达式。若 RHS 中包含时间、随机数或外部查询，通常保存的是制作 CXT 当时得到的结果。4.4 TopForm 路径CXT 还支持 topContextSkillForm 用户类型。只有上层编译/打包流程显式调用 _makeTopSkillForms、ilfMakeSkillTopForm 或 loadTopForm 一类机制时，顶层 form 才会以 TopForm 方式保存。saveContext 本身不会把所有普通赋值自动转换成 TopForm。当前版本中，一个 TopForm 运行时对象约为 0x60 字节，其中重要字段是：偏移含义+0x08待执行的 ILValue form/AST+0x10...+0x50执行环境和模式相关状态+0x58顺序号加载 CXT 时，iliTopFormLoadContext 会把 TopForm 按顺序号放入表中。普通对象和 Symbol 完成重定位以后，iliExecuteTopForms 再按顺序调用 iliExecSkillForms。这里的 0x60 是内存对象大小，不代表磁盘上直接平铺一个 0x60 字节裸结构。iliTopFormSaveContext 会把 10 个 ILValue 字段和顺序号编码成 6 组 16 字节的 user-type pairs，再通过 CXT 的 User-type vector 保存；加载回调负责还原为运行时记录。这意味着：普通快照路径：RHS 在制作 CXT 时执行，加载时恢复结果；TopForm 路径：RHS 在每次加载 CXT 时重新执行；两种记录可以因打包流程而同时出现；如果两者同时存在，TopForm 后执行，可能覆盖前面恢复的 snapshot binding。所以，看到“CXT 中只有变量赋值”时，不能只根据源码形式断言它一定采用哪条路径。应检查实际 CXT 是否包含 topContextSkillForm 用户类型记录。5. CXT 文件的总体组织结构5.1 从文件头到文件尾flowchart TB A["可变长 CxtHeader"] --> B["Block 0：32-byte BlockHeader + object cells"] B --> C["Block 1：32-byte BlockHeader + object cells"] C --> D["更多对象 Block"] D --> E["Tail 起点"] E --> F["String blob：名称和字符串字节"] F --> G["Qword vector：Array 元素、VCODE 等"] G --> H["User-type vector"] H --> I["可选 Namespace / ZIP vector / 其他兼容数据"]可以把文件分为三层：CxtHeader：描述版本、大小、tail、保存时基址和 block 数量。对象 Block：保存固定大小的运行时 object cells。Tail：保存不适合直接放在固定 cell 中的变长数据。5.2 已确认的 CxtHeader 关键字段下面的偏移针对本文分析的 64 位 version 602 格式：偏移含义+0x00...+0x03平台/格式标识；当前 64 位保存端写入00 00 32 00，加载器要求首字节为 0+0x08version 602 中 Tail/string blob 起点相对当前 CXT record 起点的文件偏移+0x1064 位字节序指纹+0x1832 位字节序指纹+0x1C新格式/可选 ZIP vector 相关标志；不能笼统称为“加密位”+0x20CXT 格式版本，当前已确认 601/602 路径+0x28版本标识字符串的保存时引用；字符串内容进入 string blob+0x30Header 总长度，常见关系为0x98 + 8 * blockCount+0x38保存过程累计的 block 边界/尺寸类字段，具体语义与版本相关+0x40保存时的unbound 哨兵值/引用+0x48namespace 区字节数；当前常见保存路径为 0，加载器仍支持非 0+0x50可选 ZIP vector 的保存基址/指针字段+0x58可选 ZIP vector 字节数+0x60Array/qword vector 区字节数+0x68保存时 Array/qword vector 的运行时基址+0x70string blob 字节数+0x78保存时 string blob 的运行时基址+0x80User-type vector 保存时基址+0x88User-type vector 的 pair 数量；对应磁盘数据通常为16 * pairCount 字节+0x90blockCount+0x98...block 旧页地址表；固定头已经容纳第一项，后续项构成可变扩展Header 里的“保存时基址”非常重要。CXT 中大量字段保留的是保存进程中的地址形态，而不是简单的文件偏移。加载器依靠这些基址和旧页地址表完成重定位。version 602 的 header 会先处理固定 0xA0 字节。当 blockCount = N >= 1 时，还会追加 8 * (N - 1) 字节旧页地址，因此：headerSize = 0xA0 + 8 * (N - 1) = 0x98 + 8 * N+0x08 的 tailOffset 也有明确版本边界：version 602 保存端会在所有对象 block 写完后回填它；version 601 的兼容路径可能把 +0x04...+0x0F 用作短 Context 名，不应直接套用 version 602 的解释。version 602 中可以用两种方式得到 tail 起点：首选： tailStart = recordStart + header.tailOffset 离线校验： tailStart = recordStart + headerSize + Σ(0x20-byte BlockHeader + block.usedBytes)正常 block 的 usedBytes 应为 cellSize 的整数倍。若解析不可信文件，仍应先检查整除关系和文件边界，不能直接信任 header 中的长度。5.3 BlockHeader每个对象 block 前面有一个 32 字节 BlockHeader：偏移类型含义+0x00uint16cellSize+0x02uint16blockType+0x04uint16usedBytes+0x06uint16flags，已确认0x04 表示 static page+0x0C-调试名称/描述区域，内容依版本和 block 而定+0x18uint64页级 bookkeeping/link+0x20-object cells 起点同一个 block 中的 cell 大小固定，由 cellSize 指定。加载器根据 blockType 选择对应的 XDR/字节序转换函数和指针调整逻辑。5.4 主要 blockTypeblockType主要对象常见 cell 大小说明1FunObj40 字节，旧版可能 32 字节procedure、generic、method body、class 相关对象2List/Cons24 字节car/cdr 对象图3/4boxed/兼容整数对象16 字节普通小整数通常直接使用 tagged ILValue5Symbol56 字节名称、变量值、函数定义、plist、namespace6StdObj24 字节标准对象数据7Environment24 字节闭包/环境相关对象8Float16 字节double 数据通常位于+0x089String descriptor16 字节字符内容位于 tail string blob11Array descriptor24 字节元素向量位于 tail qword vector12Other16 字节其他内部对象20...219User type由注册类型决定TopForm、表和扩展用户类型等这张表只列出恢复 CXT 时最常见的类型。内部还存在垃圾回收、转发或兼容用途的特殊类型，不应仅凭一个字节就盲目修改。5.5 Tail 的作用固定大小 cell 适合保存结构描述，但不适合直接内嵌任意长度的字符串、数组或 VCODE。因此 CXT 把变长内容集中放在 tail。String blobString blob 主要保存：Symbol 的 pname；String 对象的字符数据；其他需要 C 字符串的元数据。Symbol 的 +0x08 直接指向 pname 字节；String 对象则先经过 type-9 descriptor，再指向字符数据。Qword vectorQword vector 主要保存：Array 元素；FunObj 的 VCODE；literal 引用向量；其他 64 位槽数组。因此，“qword vector 区”不能简单等同于“VCODE 区”。即使 CXT 没有任何 procedure，只要存在 Array，它仍可能有 qword vector 数据。User-type 和可选兼容数据注册用户类型可以通过自己的 save/load callback 保存变长内容。TopForm 就通过用户类型回调保存 form 和执行状态。当前 version 602 主保存路径中，核心 tail 顺序已经确认是：string blob -> Array/qword vector -> User-type vector -> 可选的 namespace/ZIP vector/兼容扩展数据加载器保留 namespace 数据读取能力，但当前分析的常见保存路径会把相应计数初始化为 0，因此不能假定每个 CXT 都实际包含 namespace payload。可选 ZIP vector 也只有相关 header 字段非零时才存在。6. 最关键的对象结构6.1 Symbol：变量名和函数名的共同入口当前版本的 type-5 Symbol 固定为 56 字节：偏移含义+0x00对象头，byte 0 为 type 5+0x01Symbol 状态/子类型 flags+0x02函数侧 flags 和保护相关状态；已确认 bit0x02 会参与 pp 的 read-protect 判断+0x03变量侧 flags；bit0x01 与变量写保护有关，bit 0x08 与 guard 有关+0x08pname 指针+0x10property list+0x18普通变量 value binding+0x20function binding+0x28全局 Symbol hash bucket collision 链+0x30namespaceilXDRSymbol 会对 +0x08、+0x10、+0x18、+0x20、+0x28 和 +0x30 六个 qword 做格式转换，说明这些字段都属于实际序列化的 Symbol cell。加载时不会简单保留 CXT 中的重复 Symbol。ilAddCntxtSym/ilAddCntxtSymNs 会按照 pname 和 namespace：查找当前运行时是否已有同名 Symbol；已存在则合并；不存在则创建并加入 oblist；重定位 plist/value/function；重新建立 Symbol hash 链。6.2 只有“变量名 = 值”时怎样存储假设源文件只有：foo = list(1 "x")普通快照路径的对象图可以简化为：type-5 Symbol "foo" +0x08 -> tail string blob 中的 "foo\0" +0x18 -> type-2 Cons #1 +0x20 -> 空函数 binding type-2 Cons #1 car = tagged integer 1，也就是 0x5 cdr -> type-2 Cons #2 type-2 Cons #2 car -> type-9 String descriptor cdr = nil type-9 String descriptor +0x08 -> tail string blob 中的 "x\0"需要特别区分：nil 是合法值 0；未绑定变量使用 ilcUnbound 特殊对象；二者不是一回事。对象之间依靠引用连接，而不是被拍平成文本。因此共享引用和循环引用在支持的对象类型中可以被保留。如果变量的值本身是 FunObj、closure 或保存了函数对象，即使没有写命名 procedure，CXT 仍可能包含 FunObj/VCODE。6.3 version 602 的 FunObj当前版本的 FunObj 为 40 字节。已确认的关键字段如下：偏移含义+0x00byte，type = 1+0x01FunObj subtype 和调用相关标志；低 3 位为 0 时是特殊 wrapper/closure 路径，字段解释会变化+0x02flags；bit0x80 是 VCODE read-protected+0x03optional/formal 参数相关信息+0x04uint16，required 参数数+0x08uint64，VSize，即总 qword 数+0x10调试符号或附属引用，具体语义依版本/subtype 而定+0x18VCODE qword vector 基址+0x20可执行指令入口上表的 VCODE 边界解释适用于普通、非 wrapper 的 VCODE FunObj。若低 3 位 subtype 为 0，应先沿内部引用找到真正受保护/可执行对象，不能直接把所有字段都按普通函数解释。VCODE 的边界可以按下面方式理解：base = *(fun + 0x18) entry = *(fun + 0x20) end = base + 8 * *(fun + 0x08) startIndex = (entry - base) / 8逻辑区域是：[base, entry) 参数、默认值、literal 或其他前缀数据 [entry, FunEnd) 主要指令流 [FunEnd, end) 可选 trailing literal pool6.4 VCODE qword 如何区分指令和 literalVCODE 是 64 位 word 流。当前版本中：word bit 0 = 1 -> 指令 word word bit 0 = 0 -> literal / ILValue 对象引用字符串不会直接内嵌成一段 VCODE 文本。典型引用关系是：VCODE literal -> type-9 String descriptor -> descriptor + 0x08 -> CXT tail string blobVCODE 在文件中的概念位置可以这样换算：tailStart = recordStart + header.tailOffset vectorFileStart = tailStart + stringBytes vcodeFileOffset = vectorFileStart + (fun.vcodeBase - header.savedArrayBase) 其中 header.savedArrayBase 就是 Header `+0x68` 保存的旧 Array/qword-vector 基址。但是，CXT 还存在旧页地址、tagged ILValue、基础 Context 引用和用户类型。实际恢复时，让官方加载器先完成重定位，再读取运行时 FunObj，通常比纯手工解析文件偏移更可靠。6.5 各种定义如何挂接procedure / nprocedure / mprocedure典型关系：type-5 Symbol +0x20 function binding -> type-1 FunObj -> VCODE qword vector函数名来自 Symbol +0x08 的 pname，而不是 VCODE 本身。defgenericgeneric 仍以 FunObj 为核心。当前版本中：(funObj[1] & 7) == 4可用于识别 generic subtype。generic 还关联 method table。defclassclass 不等同于一段特殊“defclass 源码字符串”。它主要由：class object；class name；superclass；slot specs；Symbol 的 class property；相关 FunObj subtype/metadata；共同表示。当前分析版本中 class 相关 FunObj subtype 满足：(funObj[1] & 7) == 5恢复 defclass 时应读取 class metadata，再重建父类和 slot 列表，而不是在 CXT 中搜索 defclass( 字符串。defmethodmethod body 本身仍是普通 FunObj/VCODE。但是 method 的完整语义还需要：它属于哪个 generic；specializer 列表；primary/before/after/around role；method FunObj。这些信息位于 OOP 安装记录中。当前版本观察到的主要形式是：(opcode genericSymbol specializers methodFunObj ...)其中：opcoderole1primary2before3after4around因此，恢复 defmethod 不能只扫描有名字的 procedure。很多 method body 并没有一个可供猜测的普通全局函数名。7. CXT 的加载原理7.1 为什么保存时的指针不能直接使用CXT 中的对象引用最初来自制作 CXT 的进程。例如，某个 Symbol 的 value 可能保存为旧地址：0x00007f12xxxxxxxx另一个进程加载时，由于 ASLR、分配器状态和基础 Context 不同，新对象不可能仍位于同一地址。因此必须重定位。7.2 加载流程图flowchart TD A["打开 CXT"] --> B["读取并校验 Header、版本、位数和字节序"] B --> C["根据 BlockHeader 分配对象页面"] C --> D["读取 object cells"] D --> E["读取 string blob、qword vector 和用户类型数据"] E --> F["建立旧页地址到新页地址的映射"] F --> G["调整 Symbol、List、FunObj、Array 等内部指针"] G --> H["按 pname / namespace 合并 Symbol"] H --> I["恢复变量值、函数 binding、class 和 generic"] I --> J["运行 User-type load callbacks"] J --> K["安装 OOP method 记录"] K --> L["按顺序执行 TopForm"] L --> M["执行 Context init / auto-init"] M --> N["CXT 对象出现在当前 SKILL 运行时"]7.3 Symbol 合并的顺序加载 type-5 Symbol 时，核心步骤是：用 newStringBase - savedStringBase 调整 pname；重定位 namespace；用 ilAddCntxtSym 或 ilAddCntxtSymNs 查找/创建真实运行时 Symbol；复制必要 flags；重定位 plist；把保存时的 ilcUnbound 映射为当前进程的 ilcUnbound；重定位并安装普通变量 value；重定位并安装 function binding；重建 Symbol hash 链。这解释了为什么同名函数或变量可以覆盖当前进程中的旧 binding，而不是生成一个对用户不可见的重复 Symbol。8. 源码恢复的基本原理恢复 CXT 并不是“把每个字节翻译回源代码”，而是：加载对象图 -> 完成指针重定位 -> 找到 Symbol / class / generic / method -> 找到 FunObj 和 VCODE -> 调用 VCODE 反编译器得到 AST/form -> 把 AST/form 打印成 SKILL 文本8.1 pp 为什么能打印 VCODEpp 的关键调用链可以概括为：flowchart LR A["pp(function)"] --> B["ilPp / ilPp1"] B --> C{"iliFunIsReadProtected?"} C -->|"是"| D["拒绝打印或报告 read-protected"] C -->|"否"| E["iliVcodeDecompFun / iliVcodeDecomp"] E --> F["生成 SKILL AST/form"] F --> G["pretty print 到 poport"]保护位不是 VCODE 加密。VCODE 指令和 literal 仍然存在；保护判断只是阻止普通 pp 继续进入反编译路径。当前版本的 read-protect 判断并不只看一个位置。iliFunIsReadProtected 会检查 Symbol 侧的保护位，并根据 FunObj subtype 在两个函数侧位置中二选一：Symbol + 0x02 的 bit 0x02 如果 (FunObj[1] & 7) != 0： 检查 FunObj + 0x02 的 bit 0x80 如果 (FunObj[1] & 7) == 0： 不检查 FunObj 自身的这个 bit； 改为跟随 *(FunObj + 0x18)，检查被指向 guard 对象 +0x02 的 bit 0x80也就是说，稳妥的 GDB 方案应核对 Symbol 侧 0x02，再按 subtype 核对 FunObj 或间接 guard 对象侧的 0x80，不能无条件把两个函数侧位置都当成保护位。上面的偏移只适用于本文分析的精确版本，不能视为跨版本公开格式。8.2 为什么优先复用官方反编译器完全手写 VCODE 反编译器需要解决：opcode 表；每个 opcode 的字段布局；控制流和跳转；参数和默认值；literal pool；对象引用重定位；不同版本兼容；SKILL/SKILL++ AST 重建。而 *.so 本身已经包含官方加载器和 VCODE decompiler。因此三种实用恢复方案的共同思想都是：尽量复用 Cadence 自己的运行时对象模型和反编译器，而不是从零猜完整 VCODE 指令集。9. 三种恢复方案总览flowchart TD A["需要恢复的 CXT"] --> B{"选择恢复路线"} B --> C["方案一：修改磁盘上的 Virtuoso .so"] B --> D["方案二：GDB 修改运行时内存，再调用 pp"] B --> E["方案三：C 程序直接调用 *.so"] C --> F["Virtuoso 内 pp 忽略保护判断"] D --> G["只清当前进程中的 Symbol / FunObj 保护位"] G --> H["Virtuoso 内 pp 输出源码"] E --> I["独立 Linux 进程加载 CXT"] I --> J["直接调用 VCODE decompiler 并打印 AST"]对比项方案一：改.so方案二：GDB 内存修改 +pp方案三：C 直接调用.so是否需要启动 Virtuoso是是否是否修改磁盘库文件是否否是否依赖pp是是否保护位处理永久绕过判断只改当前进程内存直接调用底层反编译器，可不走pp 门禁修改生命周期直到换回原始.so进程退出、对象重载后失效每次在独立进程中重新加载和恢复自动化难度中中高，但完成后批处理最好defclass / defmethod只改pp 不够，仍需元数据和 method table可以做，但需要额外 OOP 枚举与临时绑定工具可以集成 class metadata 和 OOP 记录处理native /binary无 VCODE，不能恢复无 VCODE，不能恢复无 VCODE，不能恢复对版本变化敏感度很高中到高高，依赖私有 ABI适合场景临时研究旧版本已有 Virtuoso 环境、单次或少量恢复批量、无人值守、脱离 Virtuoso主要风险破坏安装、影响所有进程错地址可能导致当前进程崩溃兼容库和 ABI 不匹配可能崩溃10. 方案一：修改 Virtuoso 的 .so，让 pp 忽略保护这是传统二进制 patch 方案。基本思路是：在对应版本 *.so 中找到 ilPp1 或 iliFunIsReadProtected；找到“受保护则拒绝打印”的条件分支；修改分支，使其总是进入 VCODE 反编译路径，或者让保护判断恒定返回 false；让 Virtuoso 加载修改后的库；正常使用 pp 输出函数。本方案只做简要介绍，因为它的问题比较明显：修改的是磁盘文件，会影响使用该库的所有 Virtuoso 进程；每个版本的机器码地址和分支都可能不同；patch 错误会导致 Virtuoso 无法启动或随机崩溃；软件升级、校验或重新安装后 patch 会失效；必须保留原始库和校验值，并只对有权分析的文件使用。若确实采用该方案，至少应在副本上操作，不要直接覆盖唯一的官方库。11. 方案二：GDB 修改运行时内存，然后使用 pp用户有时会写成 “GDP”，本文使用正确工具名 GDB（GNU Debugger）。这是在现有 Virtuoso 环境中最实用、又不修改磁盘 .so 的方案。11.1 核心思想官方 *.so 不变 -> Virtuoso 正常加载 CXT -> GDB 附加到 Virtuoso 进程 -> 找到目标 Symbol 和 FunObj -> 清除 Symbol + 0x02 的 0x02 -> 清除 FunObj/guard + 0x02 的 0x80 -> 继续/脱离进程 -> 使用官方 pp 反编译并打印内存修改只影响当前 Virtuoso 进程。进程退出以后，修改自然消失。11.2 详细流程图flowchart TD A["启动与 CXT 版本匹配的 Virtuoso"] --> B["把 CXT 放到 64bit 子目录并 loadContext"] B --> C["确认 getd(name) 是 funobj/VCODE，而不是 native binary"] C --> D["GDB attach 到 Virtuoso PID"] D --> E["ilMakeSym(name) 得到 type-5 Symbol"] E --> F["读取 Symbol + 0x20 的 function binding"] F --> G{"binding 的 type byte"} G -->|"1：直接 FunObj"| H["使用该 FunObj"] G -->|"5：Symbol wrapper"| I["再读取 wrapper + 0x20"] I --> H G -->|"其他或 nil"| J["停止：未加载或不是可恢复 VCODE"] H --> K["验证 FunObj byte 0 == 1"] K --> L["读取 flags 和 subtype，但暂不写内存"] L --> R{"FunObj subtype 是否为 0"} R -->|"是"| S["解析、验证并读取 fun+0x18 guard"] R -->|"否"| M["全部目标验证完成"] S --> M M --> Q["统一清除 Symbol 0x02 与 FunObj/guard 0x80"] Q --> N["continue 或 detach"] N --> O["在 Virtuoso 中调用 pp"] O --> P["把 poport 重定向到 recovered.il"]11.3 前提条件开始前应满足：Virtuoso、CXT 和 *.so 位数及版本匹配；GDB 与 Virtuoso 在同一 Linux 主机；当前用户有权限 attach，或具有 sudo；目标 CXT 已经成功加载；目标定义是 SKILL VCODE，而不是 native/binary 函数；对重要 Virtuoso 会话先保存工作，避免调试错误造成数据丢失。11.4 正确放置并加载 CXT64 位 loadContext 通常会在给定 base path 的 64bit 子目录寻找实际文件。示例：mkdir -p /tmp/cxt_recover/64bit cp input.cxt /tmp/cxt_recover/64bit/demo在 Virtuoso SKILL 环境中：setSkillPath(cons("/tmp/cxt_recover" getSkillPath())) loadContext("/tmp/cxt_recover/demo")这里传给 loadContext 的是 base path /tmp/cxt_recover/demo，真正的文件位于 /tmp/cxt_recover/64bit/demo。先检查函数是否存在：getd('someFunction) type(getd('someFunction))一般判断：funobj：可以继续检查 VCODE；binary：这是 native/binary 函数，没有可供 VCODE decompiler 恢复的 SKILL body；nil：函数没有加载成功、名字不对，或者它不是普通全局函数。11.5 找到 Virtuoso PID 并 attach在 Linux 上查找进程：pgrep -af virtuoso不要只因为某个 PID 最新就直接 attach。可以继续确认：ps -fp <VIRTUOSO_PID> readlink -f /proc/<VIRTUOSO_PID>/exe确认它是专门用于恢复的会话后：sudo gdb -q -nx -p <VIRTUOSO_PID>进入 GDB 后先关闭分页：set pagination off set print pretty on info sharedlibrary libil_sh info address ilMakeSym注意：GDB attach 后，Virtuoso 会暂停。这是正常现象。在执行 continue 或 detach 之前，Virtuoso 界面和 SKILL bridge 都不会响应。如果需要处理很多函数，应在同一个 SSH/终端会话中完成一次 attach、批量修改和 detach，不要为每个函数重新 attach。调用 ilMakeSym 前先确认线程和停止点后面的 ilMakeSym(...) 属于 GDB inferior call，也就是让被调试进程在暂停期间执行一段运行时函数。Virtuoso 是多线程程序；如果当前选中的线程不对，或者其他线程正持有 SKILL 运行时、分配器、GC、Context loader 的锁，inferior call 可能死锁或导致进程崩溃。应先让专用 Virtuoso 会话处于 CIW/SKILL 空闲状态，再检查线程：info threads thread apply all bt 6根据线程名称和 backtrace 找到 SKILL 主执行线程，再显式选择并复核：thread <N> bt不要机械地假定 thread 1 一定正确。若不能确认主执行线程，或 backtrace 显示正在执行 malloc、GC、loadContext、用户回调或持锁路径，就不要从 GDB 调用 ilMakeSym；先 detach，让进程回到已知空闲点后重新安排一次受控 attach。11.6 在 GDB 中找到 Symbol调用运行时自己的 ilMakeSym：set $sym = (unsigned char *)ilMakeSym("someFunction") p/x $sym确认名称：x/s *(char **)($sym + 0x08)预期应打印 someFunction。如果 $sym 为 0，或者名称不正确，不要继续修改内存。ilMakeSym 对不存在的名称可能创建一个新 Symbol，因此候选名必须先在 SKILL 中通过 getd 验证。仅仅看到 $sym 非 0，并不能证明 CXT 中原本存在该函数。11.7 找到 function binding 和真正的 FunObj读取 Symbol +0x20：set $def = *(unsigned char **)($sym + 0x20) p/x $def如果 $def == 0，说明没有普通函数 binding。应回到 Virtuoso 检查 CXT 是否成功加载以及函数名是否正确。读取对象 type byte：p/x *(unsigned char *)$def常见情况：0x01：$def 已经是 FunObj；0x05：$def 是一层 Symbol wrapper，需要再取它的 +0x20；其他值：不要按本文偏移强行修改。设置 $fun：set $fun = $def如果上一步 type 是 0x05，再执行：set $fun = *(unsigned char **)($def + 0x20)最后再次验证：p/x $fun p/x *(unsigned char *)$fun只有 type byte 为 0x01 时，才把它当作本文的 version 602 FunObj。11.8 检查并清除 read-protected 位修改内存前，应先完成所有指针和类型检查。不要先改 Symbol/FunObj，再去解析 subtype-0 guard，否则 guard 异常时会留下“只改了一半”的对象状态。先查看 Symbol 和 FunObj 前几个字节：x/8bx $sym x/8bx $fun分别保存 flags byte：set $old_sym_flags = *(unsigned char *)($sym + 0x02) set $old_fun_flags = *(unsigned char *)($fun + 0x02) p/x $old_sym_flags p/x $old_fun_flags当前版本中，下面任一条件都可能让 pp 判定为 read-protected：$old_sym_flags & 0x02 $old_fun_flags & 0x80；普通 subtype 路径接着检查 FunObj subtype：set $subtype = *(unsigned char *)($fun + 0x01) & 7 p/d $subtype如果 $subtype == 0，当前版本的保护函数不会直接使用 $fun 的 flags，而会跟随 FunObj +0x18。先解析 guard，但仍然不要写内存：set $guard = *(unsigned char **)($fun + 0x18) p/x $guard确认 $guard 非 0、低两位为 0，并用 x 验证地址确实可读：x/8bx $guard set $old_guard_flags = *(unsigned char *)($guard + 0x02) p/x $old_guard_flags如果 $guard 无效、未对齐或 x/8bx 报 Cannot access memory，立即停止，不修改任何 flags。只有 Symbol、FunObj，以及 subtype 0 时的 guard 全部验证完成以后，才统一写入：set {unsigned char}($sym + 0x02) = $old_sym_flags & 0xfd if $subtype == 0 set {unsigned char}($guard + 0x02) = $old_guard_flags & 0x7f else set {unsigned char}($fun + 0x02) = $old_fun_flags & 0x7f end p/x *(unsigned char *)($sym + 0x02) p/x *(unsigned char *)($fun + 0x02)如果 subtype 为 0，还应另外查看：p/x *(unsigned char *)($guard + 0x02)0xFD 只清 bit 0x02，0x7F 只清 bit 0x80。不要把整个 byte 直接写成 0，因为同一个 byte 里可能还有其他有效 flags。11.9 让 Virtuoso 恢复运行最简单方式是直接 detach：detach quit这样 Virtuoso 立即继续运行，内存中的保护位保持为已清除，直到该对象被替换或进程退出。如果必须在打印后恢复原 flags，可以让 GDB 保持 attach：执行 continue；通过 Virtuoso UI 或另一个已有的控制通道执行 pp；回到 GDB 按 Ctrl-C 暂停；先重新验证对象身份，再写回。进程继续运行期间，CXT 可能被重载，对象也可能被替换。不能直接假定旧 $sym/$fun/$guard 仍然有效。至少应重新检查：p/x *(unsigned char *)$sym x/s *(char **)($sym + 0x08) set $current_def = *(unsigned char **)($sym + 0x20) p/x $current_def要求：$sym 仍是 type 5，pname 仍是同一函数；direct FunObj 情况下 $current_def == $fun；wrapper 情况下，当前 wrapper 及其 +0x20 最终仍解析到原 $fun；subtype 0 时，当前 *(fun+0x18) 仍等于原 $guard；所有地址仍可读。只有全部相同，才按实际修改过的目标恢复：set {unsigned char}($sym + 0x02) = (*(unsigned char *)($sym + 0x02) & 0xfd) | ($old_sym_flags & 0x02) if $subtype == 0 set {unsigned char}($guard + 0x02) = (*(unsigned char *)($guard + 0x02) & 0x7f) | ($old_guard_flags & 0x80) else set {unsigned char}($fun + 0x02) = (*(unsigned char *)($fun + 0x02) & 0x7f) | ($old_fun_flags & 0x80) end detach quit这里不能直接把整个 $old_*_flags byte 写回。continue 期间，同一 byte 中与恢复无关的其他 bit 可能已经被 Virtuoso 合法更新；上面的表达式只恢复本次清除的 0x02 或 0x80，同时保留当前 byte 的其他 bit。若任一身份或指针发生变化，不要向旧地址写回。最稳妥的处理是结束这个专用恢复进程；进程退出后所有内存修改自然消失。一般情况下，直接 detach、完成导出后关闭专用 Virtuoso，比运行中恢复旧 flags 更简单可靠。11.10 使用 pp 输出到文件在 Virtuoso SKILL 环境中：let((oldPo p) oldPo = poport p = outfile("/tmp/recovered.il") unless(outportp(p) && openportp(p) error("Cannot open /tmp/recovered.il for writing\n") ) unwindProtect( progn( poport = p pp(someFunction) ) progn( poport = oldPo when(outportp(p) && openportp(p) close(p) ) ) ) )正常情况下，/tmp/recovered.il 中会出现反编译后的 SKILL 定义。这里先检查 outfile，并使用 unwindProtect 保证即使 pp 报错或被中断，也会恢复 poport 并关闭输出端口。批量恢复时可以在受保护的 progn 内对每个 pp 使用 errset，避免一个函数失败后跳过整个列表的其余项目。11.11 多函数恢复对多个函数，核心循环始终相同：函数名 -> ilMakeSym -> 验证 Symbol type 5 -> Symbol + 0x20 -> 解析可能的 wrapper -> 验证 FunObj type 1 -> 清除 Symbol + 0x02 的 0x02 -> 清除 FunObj/guard + 0x02 的 0x80 -> pp可以把 GDB 命令写成 command file 或自定义 GDB command，一次 attach 后处理一批函数，再统一 detach。不要为每个函数反复重启 Virtuoso或重新建立远程连接。下面是一个仅适用于本文目标版本的、带基本类型检查的 GDB command 示例。候选函数名应先在 SKILL 中确认存在。这个宏只自动处理 Symbol +0x20 直接指向 type-1 FunObj 的常见情况；遇到 type-5 wrapper 会安全跳过，需要按 11.7 节先人工解析 wrapper：define cxt_unprotect set $sym=(unsigned char*)ilMakeSym($arg0) set $can_patch=1 if $sym == 0 printf "SKIP: ilMakeSym returned NULL\n" set $can_patch=0 else if (((long)$sym & 3) != 0) || (*(unsigned char*)$sym != 5) printf "SKIP: not a type-5 Symbol, address=%p\n", $sym set $can_patch=0 else set $fun=*(unsigned char**)($sym+0x20) if $fun == 0 printf "SKIP: function binding is nil, symbol=%p\n", $sym set $can_patch=0 else if (((long)$fun & 3) != 0) || (*(unsigned char*)$fun != 1) printf "SKIP: binding is not a type-1 FunObj, binding=%p\n", $fun set $can_patch=0 else set $sym_before=(unsigned int)*(unsigned char*)($sym+2) set $fun_before=(unsigned int)*(unsigned char*)($fun+2) set $subtype=(unsigned int)(*(unsigned char*)($fun+1) & 7) if $subtype == 0 set $guard=*(unsigned char**)($fun+0x18) if ($guard != 0) && (((long)$guard & 3) == 0) # This read aborts the command before any write if memory is inaccessible. set $guard_before=(unsigned int)*(unsigned char*)($guard+2) else printf " WARN: subtype-0 guard is invalid: %p\n", $guard set $can_patch=0 end end if $can_patch set {unsigned char}($sym+2)=(*(unsigned char*)($sym+2) & 0xfd) if $subtype == 0 set {unsigned char}($guard+2)=(*(unsigned char*)($guard+2) & 0x7f) printf "OK: sym=%p flags=%02x->%02x guard=%p flags=%02x->%02x subtype=0\n", $sym, $sym_before, (unsigned int)*(unsigned char*)($sym+2), $guard, $guard_before, (unsigned int)*(unsigned char*)($guard+2) else set {unsigned char}($fun+2)=(*(unsigned char*)($fun+2) & 0x7f) printf "OK: sym=%p flags=%02x->%02x fun=%p flags=%02x->%02x subtype=%u\n", $sym, $sym_before, (unsigned int)*(unsigned char*)($sym+2), $fun, $fun_before, (unsigned int)*(unsigned char*)($fun+2), $subtype end end end end end end end使用：cxt_unprotect "functionA" cxt_unprotect "functionB" cxt_unprotect "functionC" detach quit把宏和函数列表放进一个纯文本 .gdb 文件后，可以用 -batch -x 一次 attach 批量执行。这样即使有很多函数，也不需要为每个函数单独 attach。批处理前必须先在同一专用 Virtuoso 进程上手工验证安全线程和一个函数。-batch 不会自动判断哪个线程适合执行 ilMakeSym；若线程编号可能变化，应从一开始在 GDB 控制下启动专用进程或使用已验证的安全停止点，不要把该宏直接用于生产会话。函数名可以通过加载前后 oblist/function binding 差分获得，不需要依赖固定前缀。但要注意：新增 Symbol 容易发现；已有 Symbol 的 function binding 被覆盖时，也要比较 ilGetd 前后值；defmethod body 可能没有普通全局函数名，必须结合 OOP 安装记录；只扫描 CXT 中的可打印字符串可能漏项或产生误报。11.12 GDB 方案恢复 class、generic 和 method 的边界清保护位只解决“允许 pp 读取 FunObj”这一件事，不负责自动发现和重建所有 OOP 定义：普通 procedure：清对应 Symbol/FunObj 后，可以直接 pp(functionName)；defgeneric：pp(genericName) 通常只能得到 generic 声明；defmethod：需要先从 generic method table 获得 specializers、role 和 method FunObj，把 method FunObj 临时绑定到一个 Symbol，清临时 Symbol/FunObj 的保护，再 pp 方法体，最后重建 defmethod 头；defclass：主要依靠 class metadata、superclass 和 slot specs 重建，单纯清 FunObj 保护位并不足够；纯变量 CXT：如果没有 FunObj/VCODE，就不走 pp 路径，应读取 Symbol +0x18 的 value binding。所以完整 GDB/Virtuoso 自动化通常是：先发现 class/generic/method/procedure，再一次 attach 批量解保护，最后分别用 metadata、method table 和 pp 生成输出。11.13 GDB 方案常见故障ptrace: Operation not permitted可能原因：当前用户不是 Virtuoso 进程所有者；Linux ptrace_scope 限制；容器或安全策略禁止 attach。优先使用进程所有者或已有 sudo 权限。不要在不清楚服务器安全策略时永久放宽系统配置；如临时调整，完成后恢复原值。如果 sudo gdb 仍受 Yama 限制，而且确实获得了服务器管理授权，可以临时保存并恢复配置：old_scope=$(cat /proc/sys/kernel/yama/ptrace_scope) || exit 1 restore_ptrace_scope() { sudo sysctl -w "kernel.yama.ptrace_scope=$old_scope" >/dev/null } trap restore_ptrace_scope EXIT HUP INT TERM sudo sysctl -w kernel.yama.ptrace_scope=0 || exit 1 # 在同一个 shell 中执行本次 GDB 操作。 # 正常退出、SSH HUP 或 Ctrl-C 时，trap 都会尝试恢复原值。 sudo gdb -q -nx -p <VIRTUOSO_PID> # 完成后立即显式恢复。只有写回且复读确认成功，才取消 trap。 if restore_ptrace_scope && \ current_scope=$(cat /proc/sys/kernel/yama/ptrace_scope) && \ [ "$current_scope" = "$old_scope" ]; then trap - EXIT HUP INT TERM else echo "未能确认 ptrace_scope 已恢复；保留退出 trap 并停止。" >&2 exit 1 fi通常不需要修改该设置；优先尝试同一用户和 sudo gdb。trap 不能处理 SIGKILL 或主机掉电，所以即使采用该方法，也应在结束后再次读取 /proc/sys/kernel/yama/ptrace_scope 确认已经恢复。ilMakeSym 无法调用检查：GDB 是否 attach 到真正加载 *.so 的进程；动态符号是否可见；CXT 是否已经加载；当前线程是否处于可以安全调用运行时函数的位置。如果在不稳定停止点调用函数导致问题，可以先让进程停在 SKILL 空闲状态再 attach。$def 为 0通常表示：函数名错误；CXT 没有加载成功；该 Symbol 只有普通变量值，没有函数定义；它是 method body 或其他非普通全局定义。FunObj type 不是 1不要直接写 $def + 2。先判断是否存在 type-5 wrapper；若仍不是 type 1，应重新分析该版本的对象布局。清除以后 pp 仍然拒绝可能原因：修改的不是最终 FunObj；CXT 重新加载后替换了对象；没有清除 Symbol +0x02 的 bit 0x02；subtype 为 0，但没有处理 fun+0x18 指向对象的 bit 0x80；pp 面对的是 native/binary，而不是 VCODE；函数是 closure，需要先取得内部 FunObj。修改后 Virtuoso 崩溃最常见原因是：使用了错误版本的偏移；$def 为 nil 或不是有效对象；把整个 flags byte 清零；在运行时正在修改对象时强行写内存。重新启动进程即可恢复磁盘上未修改的官方库。重要工作应在 attach 前保存。12. 方案三：C 程序直接调用 *.so这是本次实现的脱离 Virtuoso 方案。它在独立 Linux x86-64 进程中加载匹配版本的 *.so，直接复用官方 Context loader 和 VCODE decompiler，因此不启动 Virtuoso、不调用 pp，也不经过 ilPp1 的保护门禁。flowchart TD A["C 程序启动"] --> B["dlopen *.so，RTLD_NOW | RTLD_GLOBAL"] B --> C["ilInitLisp 初始化最小 SKILL 运行时"] C --> D["记录加载前 oblist/function/class binding"] D --> E["ilLoadContext 加载、重定位并安装 CXT"] E --> F["记录 OOP method 安装信息和加载后 binding"] F --> G["前后差分，无前缀发现定义"] G --> H["iliVcodeDecomp 生成 AST"] H --> I["打印并重建 class/generic/method/procedure"]因为 *.so 原本依赖完整 Cadence 宿主，独立程序还需要一个最小 ABI 兼容层补齐内存、page map、hash、路径和诊断类外部符号。自动模式通过加载前后 oblist/function/class binding 差分发现名称，并通过 iliInstallOOPExecute 记录取得 method 的 generic、specializers、FunObj 和 role，所以不要求函数名前缀。经验证，该方法可以支持 procedure/nprocedure/mprocedure、defclass、defgeneric 和 defmethod等恢复。纯变量 CXT 会被报告为没有可恢复定义。native/binary 函数同样没有 VCODE 可供恢复。由于 ilLoadContext 可能执行 TopForm、用户类型回调和初始化逻辑，不可信 CXT 应放在隔离的专用进程或虚拟机中处理。13. 三种方案的本质关系三种方案表面不同，底层都围绕同一条能力链：CXT object graph -> FunObj -> VCODE -> Cadence 官方 VCODE decompiler -> AST/form -> SKILL 文本差别只在于怎样到达 decompiler：修改 .so：永久改变 pp 的保护分支；GDB：临时改变当前 Symbol/FunObj 的保护状态，让原版 pp 继续；C 直调：绕过 pp 门禁，直接调用底层加载和反编译函数。因此，“保护位”本身不是恢复算法。真正完成代码重建的是：CXT loader；pointer relocation；Symbol/class/method discovery；VCODE decompiler；AST printer。14. 能恢复什么，不能恢复什么14.1 通常可以恢复VCODE procedure 的主要控制流和表达式；参数列表、required/optional 参数；很多 literal 和字符串；class 名、父类和 slot specs；generic 参数结构；method specializers 和 role；普通变量的最终值，前提是实现对应对象序列化；TopForm 中仍保留的逻辑 form，前提是在执行释放前捕获。14.2 通常无法原样恢复原始注释；原始缩进和换行；宏展开前的精确文本；编译优化前的冗余表达式；普通 snapshot 变量的原始 RHS；已经丢失的局部调试符号；native/binary 函数的 SKILL 源码；CXT 未包含、只依赖外部环境的定义。14.3 版本和依赖风险恢复失败不一定表示 CXT 损坏。常见原因还包括：CXT 与 *.so 版本不匹配；32/64 位不匹配；缺少基础 Context；依赖的系统库缺失；用户类型 load callback 依赖完整 Virtuoso 服务；保存时引用了当前最小运行时中不存在的旧页；私有 ABI 在另一个版本中发生变化。15. 面向初学者的常见问题15.1 CXT 里面有函数名字符串吗？函数名来自 type-5 Symbol 的 pname。pname 字节位于 tail string blob，Symbol +0x08 指向它。但是，直接扫描字符串不能可靠确定哪些字符串一定是函数名。更可靠的方法是加载 CXT 后遍历 oblist，并检查 Symbol 的 function binding。15.2 为什么不需要函数名前缀？因为可以比较加载前后的完整 Symbol/function binding，而不是只搜索满足某个前缀的字符串。15.3 read-protected 是不是把 VCODE 加密了？不是。当前分析中它主要是一个打印/反编译门禁标志。VCODE 和 literal 仍在对象图中。15.4 清除保护位为什么 pp 就能工作？因为 pp 原本已经拥有 VCODE decompiler，只是在进入它之前调用了保护判断。清除对应位后，控制流继续进入官方反编译函数。15.5 defclass 是否也有一段 VCODE 源码？不能这样理解。class 主要保存为 class metadata、slot specs、superclass 和 Symbol property。恢复时需要根据 metadata 重建 defclass form。15.6 defmethod 为什么比 procedure 难？method body 虽然也是 FunObj/VCODE，但 method 属于哪个 generic、specializer 是什么、是 before/after/around 还是 primary，都不一定包含在一个普通函数名里。这些信息要从 OOP 安装记录和 method table 获得。15.7 CXT 只有变量时有没有 VCODE？如果变量只保存整数、字符串、List、Array 等普通数据，普通 value binding 本身不需要 FunObj/VCODE。如果变量本身绑定到 closure/FunObj，就会出现相应 VCODE。TopForm 保存的是可重放的 form/AST 和执行上下文，它本身并不必然是 type-1 FunObj；是否还包含 VCODE，取决于 TopForm 引用或定义的具体内容。15.8 为什么输出代码与原代码括号或空格不同？因为恢复器打印的是反编译后的 AST/form，不是复制原始文本。只要 token 和语义一致，排版差异通常不是恢复错误。15.9 Windows能直接运行 Linux 的 *.so 吗？不能原生 dlopen。本文分析库是 Linux x86-64 ELF。独立 C 方案应在 Linux x86-64 服务器、虚拟机或兼容容器中运行。16. 当前版本关键函数索引本表是基于Virtuoso 618版本：函数地址作用iliSaveContext0x6E360保存 Context 主流程ilSaveContext0x70F50导出的保存入口iliLoadContext0x70FE0加载 Context 主流程ilLoadContext0x73E40导出的加载入口ilXDRBlock0x6D5F0按 blockType 读取/转换 cellsilXDRCntxtHdr0x6DC30Context header 转换ilAdjustPointers10x67930旧地址到新地址的核心重定位ilMakeSym0xEDEB0intern/查找 SymbolilGetd0xEBAC0读取 function bindingilGetSym0xF29F0读取普通变量 value bindingilPp10xDC710pp 主要实现路径iliFunIsReadProtected0xF9430检查函数 read-protectediliVcodeDecomp0xB2000VCODE 到 form/ASTiliVcodeDecompFun0xB4BD0FunObj 反编译路径iliInstallOOPExecute0x6AF80安装 class/generic/method OOP 记录iliTopFormLoadContext0xF24A0载入 TopFormiliExecuteTopForms0xF5040按顺序执行 TopForm17. 实际选择建议目标建议方案已有正常 Virtuoso，只恢复少量已知函数GDB 内存修改 +pp不允许修改安装目录GDB 或 C 直调，不采用磁盘 patch需要自动发现所有函数，不想提供前缀C 直调 + oblist 前后差分需要批量处理大量 CXTC 直调需要快速验证某一个保护位判断GDB需要 defclass/defmethod 的完整结构优先使用可以实现 class/OOP 记录处理的 C 直调方案需要恢复普通变量最终值在 C 直调方案中增加ilGetSym snapshot 和对象序列化需要恢复 TopForm 原逻辑在iliTopFormLoadContext 到 iliExecuteTopForms 之间截获总体上：修改磁盘 .so 的传统方案风险最高，只适合受控研究环境；GDB 方案最适合已有 Virtuoso 的单次恢复和验证；C 直调方案工程量最大，但完成后最适合自动化、无前缀发现和批量恢复。18. 总结CXT 的核心不是“加密后的源码文本”，而是：可变长 Header + 多个对象 Block + String / Qword / User-type Tail + 保存地址到加载地址的重定位信息 + Symbol、FunObj、VCODE、class 和 method 对象图恢复代码的关键也不是单纯清除一个保护位，而是完整利用：官方 Context loader + Symbol 和 OOP 定义发现 + 官方 VCODE decompiler + AST/form printer保护位只决定普通 pp 是否愿意进入反编译路径。传统 .so patch 和 GDB 内存修改都是让 pp 继续执行；独立 C 方案则直接调用保护门禁之后的底层能力。理解这一点以后，CXT 的文件布局、变量存储、VCODE 位置以及三种恢复方式就能够统一到同一套运行时对象模型中。
*.ile 文件混淆算法详解1. 文档目标与范围本文独立说明 Encrypt 生成混淆文件的完整过程，包括：文件由哪些区域组成；38 字节元数据区如何构造；64 字节混淆头如何生成；设置密码与不设置密码时，混淆头有什么区别；官方读取逻辑如何恢复元数据、判断密码并读取正文；正文如何经过固定密钥表和前一密文字节进行链式 XOR；如何用一段清晰的 C 代码恢复元数据和正文。本文把该方案称为“混淆”，因为它使用固定密钥和可逆 XOR，不具备现代密码学加密算法应有的安全性。2. 基础概念2.1 bit、byte 和十六进制计算机中的最小信息单位是 bit（位），一个 bit 只能取 0 或 1。在当前 x86-64 平台上：1 byte = 8 bit一个字节可以表示 0~255。使用十六进制表示时，范围是：0x00 ~ 0xFF一个字节本身只是数字。只有按照某种字符编码解释时，它才可能表示字符。例如 ASCII/UTF-8 中：内容字节数十六进制字节A141a1610130空格120换行\n10A字符串结束符\0100中3E4 B8 AD常见 emoji通常 4取决于具体字符C 字符串以 \0 结束。因此字符串 "ABC" 在内存中占 4 字节：41 42 43 00 A B C \0本文中的“密码最多 15 字节”是字节限制，不是字符数量限制。15 个 ASCII 字符正好是 15 字节；常见中文字符在 UTF-8 中通常每个占 3 字节，因此 15 字节通常只能完整容纳 5 个中文字符。2.2 文件偏移文件偏移表示一个字节距离文件开头有多远，从 0 开始计数：文件顺序：第1字节 第2字节 第3字节 ... 第65字节 第66字节 文件偏移： 0 1 2 ... 64 65因此：偏移 0 是文件第 1 字节；偏移 64 是文件第 65 字节；偏移 65 是文件第 66 字节。C 数组下标采用相同规则：data[0] /* 文件第 1 字节 */ data[64] /* 文件第 65 字节 */ data[65] /* 文件第 66 字节 */十六进制 0x40 等于十进制 64，0x41 等于十进制 65。2.3 XOR 异或C 语言中的 ^ 是按位 XOR（异或）：0 ^ 0 = 0 0 ^ 1 = 1 1 ^ 0 = 1 1 ^ 1 = 0XOR 有三个重要性质：A ^ A = 0 A ^ 0 = A A ^ B ^ B = A因此，如果：cipher = plain ^ mask;再次 XOR 相同的 mask 就能恢复：plain = cipher ^ mask;3. 文件整体结构生成的文件分为三个区域：文件偏移长度内容作用01 字节0x02加密/混淆文件标志1~6464 字节混淆头隐藏密码和可选参数，并提供正文初始状态65~EOF可变正文密文规范化源码及包装文本的链式 XOR 结果图示如下：+-----------+--------------------------------------+-------------------------+ | 偏移 0 | 偏移 1~64 | 偏移 65~文件结束 | +-----------+--------------------------------------+-------------------------+ | 标志 0x02 | 64 字节混淆头 | 正文密文 | | | 38 个元数据槽 + 26 个随机干扰槽 | 从 key[126] 开始循环 | +-----------+--------------------------------------+-------------------------+偏移 64 是混淆头最后一个字节。它不是正文的明文，但会直接作为正文混淆的初始“前一个密文字节”。4. 总体生成流程flowchart TD A["接收源文件、目标文件、可选密码和可选整数参数"] --> B{"源文件名和目标文件名相同?"} B -- "是" --> Z["报错并停止"] B -- "否" --> C["调用 ilCompress 解析并规范化源文件"] C --> D["目标文件写入标志 0x02"] D --> E["使用当前时间初始化随机数"] E --> F["构造 38 字节 metadata"] F --> G["将 metadata 分散到 64 字节混淆头"] G --> H["保存偏移 64 作为正文 previous_cipher"] H --> I["生成开头时间包装文本"] I --> J["链式 XOR 写入规范化源码"] J --> K["生成并链式 XOR 写入结尾时间包装文本"] K --> L["关闭文件并删除临时文件"]5. 输入参数和固定初始值5.1 函数参数加密逻辑可以整理为以下函数形式：ilEncrypt( char *source_file, const char *output_file, const char *password, int option );参数含义：参数含义source_file待处理源文件路径output_file输出文件路径password可选密码；未提供时包装层传入空字符串option可选整数；转换为十进制文本后放入元数据区5.2 固定初始值名称固定值作用文件标志0x02表示这是混淆文件元数据长度38 字节保存密码、参数及随机填充混淆头长度64 字节隐藏 38 字节元数据头部初始 XOR 值5生成第一个混淆头字节第一段选择状态0x25ACCB75控制前半段元数据位置第二段选择状态0x577CCEB7在指定位置重置后控制后半段正文密钥长度127 字节固定循环密钥表正文初始密钥索引126第一个正文字符使用最后一个密钥字节5.3 随机数写入 0x02 后，程序执行相当于：srand((unsigned int)time(NULL));随后使用 random()，并只保留结果的最低 8 位：uint8_t random_byte = (uint8_t)random();随机数共用于两处：先调用 38 次，初始化完整的 metadata[38]；生成 64 字节混淆头时，26 个非元数据位置各调用一次。因此完整头部生成阶段总共调用 64 次 random()。密码和参数会覆盖 metadata 中的部分随机字节，但不会改变随机调用次数。相同源文件和相同密码在不同时间运行，通常也会生成不同的混淆头。读取程序不需要重新生成这些随机数。6. 加密前的正文处理6.1 ilCompress 的实际作用程序首先把源文件处理到临时文件。这里的 ilCompress 不是 ZIP、gzip 或其他通用压缩算法，而是针对 SKILL/IL 文本的解析和重新打印：使用内部解析器读取输入；将解析出的对象重新打印；对象之间插入空格；每组对象后写入换行；跳过解析器认定为空或无须输出的内容。这意味着输出正文通常仍是文本，但原始缩进、换行布局和部分注释可能丢失。因此该过程并非严格可逆的字节压缩。6.2 实际进入正文 XOR 的明文程序不会只混淆规范化源码，还会在前后加入两段文本：/* <开始时间计算值> */\n <规范化后的源码> ; <结束时间计算值>\n开头文本使用：sprintf(buffer, "/* %d */\n", value);其中 value 来自开始时间的部分位运算和乘法。结尾文本使用：sprintf(buffer, "; %.16e\n", time_value);其中 time_value 是开始时间和结束时间转换成浮点数后的乘积。这些时间字段不参与密码验证，也不生成正文密钥，主要起包装和格式标记作用。7. 38 字节 metadata 的生成7.1 先全部随机初始化逻辑等价于：uint8_t metadata[38]; for (int i = 0; i < 38; ++i) metadata[i] = (uint8_t)random();这一步完成后，所有位置都有随机值。随后固定字段覆盖其中一部分。7.2 完整布局索引 0 1................15 16 17............28 29 30 31......37 内容 固定0 密码区域 0 option 文本 0 0 随机填充metadata 索引长度内容[0]1固定写成0[1..15]15密码，最多保存 15 字节[16]1固定写成0，确保密码结束[17..28]12option 的十进制字符串及未覆盖的随机填充[29]1固定写成0[30]1固定写成0[31..37]7保留初始随机填充对应的写入逻辑为：metadata[0] = 0; strncpy((char *)&metadata[1], password, 15); metadata[16] = 0; if (option != 0) sprintf((char *)&metadata[17], "%d", option); else metadata[17] = 0; metadata[29] = 0; metadata[30] = 0;sprintf 会在十进制数字后写入 \0。数字字符串结束后的未覆盖位置仍可能保留最初的随机字节。7.3 不设置密码未提供密码时，包装层传入空字符串：password = "";然后执行：strncpy((char *)&metadata[1], "", 15);由于源字符串长度为 0，strncpy 会使用 0 填满整个 15 字节区域：metadata[1] = 00 metadata[2] = 00 ... metadata[15] = 00 metadata[16] = 00无密码时最关键的判定值是：metadata[1] == 0;混淆头仍然是完整的 64 字节，随机位置仍然存在，正文仍然使用相同的 127 字节固定密钥。无密码不会缩短或省略头部。7.4 设置短密码以密码 "abc" 为例：'a' = 0x61 'b' = 0x62 'c' = 0x63strncpy 的结果为：metadata[1] = 61 metadata[2] = 62 metadata[3] = 63 metadata[4] = 00 metadata[5] = 00 ... metadata[15] = 00 metadata[16] = 00短密码后面会补零，因此官方的 15 字节比较仍能判断完整字符串是否一致。例如保存的是 "abc" 时，输入 "abcXYZ" 不会通过，因为第 4 个比较字节分别是 0x00 和 'X'。7.5 设置长密码如果密码超过 15 字节：strncpy((char *)&metadata[1], password, 15); metadata[16] = 0;只会保存前 15 字节，后续字节从未写入文件。例如：输入密码：123456789012345ABCDEFG 实际保存：123456789012345官方读取时也只比较前 15 字节。因此两个输入只要前 15 字节相同，就会被认为密码相同。如果 UTF-8 多字节字符刚好跨越第 15 字节边界，保存内容可能截断在一个字符的中间。底层比较仍按字节进行，不理解字符边界。7.6 option 字段当 option = 123 时：sprintf((char *)&metadata[17], "%d", 123);写入的是文本：metadata[17] = 31 // '1' metadata[18] = 32 // '2' metadata[19] = 33 // '3' metadata[20] = 00 // 字符串结束当 option == 0 时，程序只设置：metadata[17] = 0;当前库中的本地密码读取路径会恢复全部 38 字节 metadata，但只使用密码区域；没有继续使用这个整数文本字段。它可能用于兼容其他版本或外部读取者。8. 64 字节混淆头的生成8.1 三个初始状态生成头部前，程序设置：uint8_t previous = 5; uint32_t state = 0x25ACCB75; int metadata_index = 0;含义如下：previous：上一轮生成的头部字节；第一轮没有上一字节，因此使用固定值 5；state：只负责决定当前槽使用 metadata 还是随机字节；metadata_index：下一个待隐藏的 metadata 索引。state 不由密码生成，也不是正文密钥。8.2 64 轮生成逻辑循环计数从 2 到 65，一共执行 64 次。循环计数与文件偏移的关系是：file_offset = position - 1;所以 position=2 写入文件偏移 1，position=65 写入偏移 64。清理后的逻辑如下：for (int position = 2; position <= 65; ++position) { uint8_t selected; if ((state & 0x80000000U) != 0 && metadata_index < 38) selected = metadata[metadata_index++]; else selected = (uint8_t)random(); previous ^= selected; fputc(previous, output); if (position == 33) state = 0x577CCEB7U; else state <<= 1; }使用 uint32_t 是为了明确表达 32 位左移和最高位检查，避免有符号整数溢出的语言细节。8.3 选择 metadata 还是随机数条件：(state & 0x80000000U) != 0检查 state 的最高位：最高位为 1：选择下一个 metadata 字节 最高位为 0：调用 random() 产生随机干扰字节开始几轮的状态如下：position文件偏移state最高位数据来源210x25ACCB750随机字节320x4B5996EA0随机字节430x96B32DD41metadata[0]处理完 position=33 后，状态被固定重置为：state = 0x577CCEB7;这个固定模式在 64 轮中恰好选择 38 次 metadata，因此 metadata[0..37] 全部被隐藏一次；另外 26 轮使用新的随机字节。8.4 链式生成公式每一轮先选择 selected，再执行：current = previous ^ selected;写入后：previous = current;设 64 个被选中的值是 X0~X63，64 个头部输出是 H0~H63，则：H0 = 5 ^ X0 H1 = H0 ^ X1 H2 = H1 ^ X2 ... H63 = H62 ^ X63展开最后一个头部字节：H63 = 5 ^ X0 ^ X1 ^ X2 ^ ... ^ X63在文件中：H0 位于 file[1] H63 位于 file[64]8.5 metadata 与文件偏移的分组映射metadata 范围含义对应文件偏移[0]固定 03[1..15]密码6, 8, 9, 11, 13, 14, 17, 18, 21, 23, 24, 26, 27, 28, 30[16]密码结束符32[17..28]option 区域34, 36, 38, 39, 40, 42, 43, 44, 45, 46, 49, 50[29..30]固定 053, 54[31..37]随机填充55, 57, 59, 60, 62, 63, 64这里的“对应文件偏移”并不表示该位置直接等于 metadata。实际关系是：file[offset] = file[offset - 1] ^ metadata[index];因此恢复公式是：metadata[index] = file[offset] ^ file[offset - 1];8.6 纯随机位置未列入映射表的 26 个偏移是随机干扰位置。在这些位置：file[offset] = file[offset - 1] ^ random_byte;虽然也能通过相邻字节 XOR 算出 random_byte，但它没有字段含义，官方读取过程不会保存它。8.7 偏移 64 的形成最后一轮为：position = 65 file_offset = 64 state = 0x80000000 metadata_index = 37最高位为 1，因此选择：selected = metadata[37];metadata[37] 没有被密码或参数覆盖，是初始阶段留下的随机字节。因此：file[64] = file[63] ^ metadata[37];头部结束后，变量 previous 就等于 file[64]。程序把它直接作为正文的初始 previous_cipher。8.8 混淆头生成流程图flowchart TD A["初始化 previous=5、state=0x25ACCB75、metadata_index=0"] --> B["position 从 2 开始"] B --> C{"state 最高位为 1 且 metadata 尚未取完?"} C -- "是" --> D["selected = metadata[metadata_index++]"] C -- "否" --> E["selected = random() 的低 8 位"] D --> F["previous = previous XOR selected"] E --> F F --> G["将 previous 写入文件"] G --> H{"position 等于 33?"} H -- "是" --> I["state = 0x577CCEB7"] H -- "否" --> J["state 左移 1 位"] I --> K{"position 等于 65?"} J --> K K -- "否" --> L["position 加 1"] L --> C K -- "是" --> M["file[64] 成为正文 previous_cipher"]9. 有密码与无密码的头部对比9.1 无密码示例无密码时：metadata[1..15] = 00 metadata[16] = 00密码第一个字节对应文件偏移 6，因此：file[6] = file[5] ^ metadata[1];因为 metadata[1] == 0：file[6] = file[5] ^ 0; file[6] = file[5];密码区域其他位置也有相同特征：在准确的元数据槽上，当前头部字节等于前一个头部字节。随机槽不遵守这个特征，因此必须根据固定位置判断，不能简单搜索所有相等字节。恢复时：metadata[1] = file[6] ^ file[5];结果为 0，官方逻辑据此认定没有密码。9.2 设置 "abc" 的示例密码字节为：metadata[1] = 0x61 metadata[2] = 0x62 metadata[3] = 0x63 metadata[4] = 0x00对应关系：file[6] = file[5] ^ 0x61; /* 'a' */ file[8] = file[7] ^ 0x62; /* 'b' */ file[9] = file[8] ^ 0x63; /* 'c' */ file[11] = file[10] ^ 0x00; /* 字符串结束 */官方读取时：metadata[1] = file[6] ^ file[5]; metadata[2] = file[8] ^ file[7]; metadata[3] = file[9] ^ file[8]; metadata[4] = file[11] ^ file[10];恢复得到：61 62 63 00 a b c \09.3 两种情况的比较项目无密码有密码文件标志0x020x02混淆头长度64 字节64 字节密码区域15 个0x00最多 15 个密码字节，短密码补零metadata[1]0通常非0官方读取要求直接继续必须提供匹配密码正文固定 key相同相同密码是否参与正文 key否否10. 官方程序如何读取混淆头10.1 检查标志官方读取流程先读取文件偏移 0：int marker = getc(file);如果：marker == 0x02则进入混淆头读取流程；否则把该字节放回输入流并按普通文件处理。10.2 恢复 metadata官方 ilReadHeader 按顺序读取偏移 1~64，使用与生成端相同的 state 变化规律识别 38 个元数据槽。在元数据槽上，恢复公式是：metadata[index] = current_header ^ previous_header;因为生成端满足：current_header = previous_header ^ metadata[index];代入后：previous_header ^ current_header = previous_header ^ previous_header ^ metadata[index] = 0 ^ metadata[index] = metadata[index]读取端不需要知道：srand 使用的时间；38 字节初始随机区的原始随机值；26 个随机干扰槽使用了什么随机数；头部生成初始值 5。它只需要知道固定的元数据位置，并读取相邻两个实际头部字节。10.3 等价的固定偏移恢复方式如果不复现 state，也可以直接使用固定偏移表：static const uint8_t metadata_offsets[38] = { 3, 6, 8, 9, 11, 13, 14, 17, 18, 21, 23, 24, 26, 27, 28, 30, 32, 34, 36, 38, 39, 40, 42, 43, 44, 45, 46, 49, 50, 53, 54, 55, 57, 59, 60, 62, 63, 64 }; for (int i = 0; i < 38; ++i) { uint8_t offset = metadata_offsets[i]; metadata[i] = file_data[offset] ^ file_data[offset - 1]; }这与官方状态机的结果相同。10.4 判断是否有密码恢复后，官方程序检查密码区域第一个字节：if (metadata[1] == 0) { /* 没有密码 */ } else { /* 文件要求密码 */ }这里没有单独的“密码存在”标志。空密码通过 metadata[1] == 0 表示。10.5 密码验证如果 metadata[1] != 0：检查调用者是否提供了待读取密码；未提供时关闭文件并报告“需要密码”；已提供时执行最多 15 字节比较；不匹配时关闭文件并报告“密码错误”；匹配时允许继续读取正文。比较逻辑相当于：strncmp(input_password, (const char *)&metadata[1], 15);短密码依靠 \0 和后续补零进行精确比较；长度达到或超过 15 字节时，只比较前 15 字节。10.6 初始化正文读取状态读取完偏移 64 后，官方程序保存两个状态：previous_cipher = file[64]; key_index = 126;偏移 64 不需要还原成某个“正文明文”。读取端直接使用文件中保存的原始字节值。10.7 官方读取流程图flowchart TD A["读取文件偏移 0"] --> B{"字节等于 0x02?"} B -- "否" --> C["按普通文件处理"] B -- "是" --> D["读取偏移 1~64"] D --> E["在固定槽位计算 current XOR previous"] E --> F["恢复 metadata[0..37]"] F --> G{"metadata[1] 等于 0?"} G -- "是" --> K["不要求密码"] G -- "否" --> H{"调用者提供了密码?"} H -- "否" --> I["报告需要密码并停止"] H -- "是" --> J{"前 15 字节匹配?"} J -- "否" --> L["报告密码错误并停止"] J -- "是" --> K K --> M["previous_cipher = file[64]"] M --> N["key_index = 126"] N --> O["开始还原正文"]11. 正文链式 XOR 混淆11.1 正文初始状态头部完成后：previous_cipher = file[64]; key_index = 126;正文第一个输出写入文件偏移 65。11.2 单字节生成公式对于一个明文字节 plain：current_cipher = plain ^ previous_cipher ^ body_key[key_index];写出后更新：previous_cipher = current_cipher; if (--key_index < 0) key_index = 126;密钥索引顺序为：126, 125, 124, ..., 2, 1, 0, 126, 125, ...每处理 127 字节循环一次。11.3 第一个正文字符正文明文首先是开头包装字符串的 /：'/' = 0x2F第一个正文密文字节为：file[65] = 0x2F ^ file[64] ^ body_key[126];固定表中：body_key[126] = 0xF7假设：file[64] = 0x9A则：file[65] = 0x2F ^ 0x9A ^ 0xF7 = 0x42还原时：0x42 ^ 0x9A ^ 0xF7 = 0x2F = '/'11.4 后续正文字符第二个正文字符使用第一个正文密文字节作为 previous_cipher：file[66] = plain[1] ^ file[65] ^ body_key[125];第三个字符：file[67] = plain[2] ^ file[66] ^ body_key[124];规律如下：正文相对索引文件偏移前一个密文字节密钥索引065file[64]126166file[65]125267file[66]124j65+jfile[64+j]126-(j % 127)通用生成公式：file[65 + j] = plain[j] ^ file[64 + j] ^ body_key[126 - (j % 127)];11.5 正文还原公式由于 XOR 可以抵消，还原公式和生成公式形式相同：plain[j] = file[65 + j] ^ file[64 + j] ^ body_key[126 - (j % 127)];证明：current_cipher ^ previous_cipher ^ key = plain ^ previous_cipher ^ key ^ previous_cipher ^ key = plain ^ (previous_cipher ^ previous_cipher) ^ (key ^ key) = plain ^ 0 ^ 0 = plain11.6 正确更新 previous还原一字节后，必须保存当前的原始密文字节：previous_cipher = current_cipher;不能写成：previous_cipher = plain; /* 错误 */因为下一字节的公式依赖前一个密文字节，而不是前一个明文字节。11.7 是否必须从头开始自然实现从偏移 65 向后处理最简单。但任意正文位置都可以单独还原，因为当前密文字节和前一个密文字节都保存在文件中，密钥索引也能由偏移计算：body_index = file_offset - 65; key_index = 126 - (body_index % 127);因此并不需要从文件结尾倒序处理，也不需要先求出偏移 64 对应的某个明文。12. 官方正文读取过程官方单字节读取逻辑可以整理为：int read_plain_byte(FILE *input) { int value = fgetc(input); if (value == EOF) return EOF; uint8_t current_cipher = (uint8_t)value; uint8_t plain = current_cipher ^ previous_cipher ^ body_key[key_index]; previous_cipher = current_cipher; key_index = (key_index == 0) ? 126 : key_index - 1; return plain; }官方端口对象还会保存 previous_cipher 和 key_index，这样在不同输入端口之间切换后，可以恢复每个端口自己的读取位置和链式状态。密码验证只决定官方读取过程是否允许继续。密码没有参与上面的正文 XOR，也没有改变固定 body_key。13. 简洁的 C 语言还原示例下面代码仅展示核心操作：从偏移 65 开始还原完整正文流。unsigned char previous_cipher = file_data[64]; int key_index = 126; for (size_t offset = 65; offset < file_size; offset++) { unsigned char current_cipher = file_data[offset]; unsigned char plain = current_cipher ^ previous_cipher ^ key[key_index]; previous_cipher = current_cipher; if (--key_index < 0) key_index = 126; }仅用于算法研究，生产代码请各位自行编写。14. 完整小型演算假设密码是 "abc"，并假设头部生成过程中某些随机字节已经确定。14.1 metadatametadata[0] = 00 metadata[1] = 61 ('a') metadata[2] = 62 ('b') metadata[3] = 63 ('c') metadata[4] = 00 ... metadata[16] = 0014.2 开始生成头部用 Q0, Q1, ... 表示生成头部时额外取得的随机干扰字节：file[1] = 0x05 ^ Q0 file[2] = file[1] ^ Q1 file[3] = file[2] ^ metadata[0] file[4] = file[3] ^ Q2 file[5] = file[4] ^ Q3 file[6] = file[5] ^ metadata[1]由于 metadata[0] == 0：file[3] == file[2]密码第一个字节：file[6] = file[5] ^ 0x61读取时：file[6] ^ file[5] = 0x61 = 'a'密码第二、第三字节分别从偏移 8 和 9 恢复。14.3 形成偏移 64最后一轮：file[64] = file[63] ^ metadata[37]假设：file[63] = 0xA6 metadata[37] = 0x3C那么：file[64] = 0xA6 ^ 0x3C = 0x9A14.4 生成第一个正文密文字节正文第一个明文字符为 /：plain[0] = 0x2F file[64] = 0x9A body_key[126]= 0xF7生成：file[65] = 0x2F ^ 0x9A ^ 0xF7 = 0x42还原：plain[0] = 0x42 ^ 0x9A ^ 0xF7 = 0x2F = '/'这说明混淆头和正文之间的连接点只有一个：偏移 64 的原始字节值。15. 算法特性和限制15.1 密码不是正文密钥密码只存放在 metadata 中，并由官方读取流程检查。它没有参与 127 字节固定密钥表的生成，也没有参与正文 key 索引变化。因此，从算法角度看，即使不知道密码，只要知道文件格式和固定密钥表，仍然可以恢复正文。密码只是一层官方读取路径的访问控制。15.2 密码最多有效 15 字节短密码完整保存并补零；超过 15 字节的后缀不会写入文件；官方比较最多 15 字节；UTF-8 字符可能在第 15 字节处被截断。15.3 随机数不提供强安全性随机数主要用于：让相同输入在不同运行中得到不同头部；填充无意义槽位；改变偏移 64，进而改变整段正文密文。但 metadata 的位置固定，相邻字节 XOR 可以直接恢复内容；读取者也不需要知道随机种子。15.4 正文是线性 XOR固定 key、当前密文和前一个密文之间是线性关系。已知算法后，可以直接反向计算。它适合隐藏文本，不能替代 AES-GCM、ChaCha20-Poly1305 等现代认证加密算法。15.5 字节损坏的影响如果一个正文密文字节损坏：对应位置的明文字节会错误；下一位置也会错误，因为它使用了损坏字节作为 previous_cipher；再后面通常恢复正常，因为后续使用文件中保存的下一个原始密文字节。该格式没有认证标签，无法可靠判断文件是否被恶意修改。附录 A：完整 127 字节固定密钥36 61 3E F1 69 3C 2E 8E 55 CF C2 86 9C 3B 94 22 64 41 0B 6B E5 AC A9 19 D3 D0 AA 9E 49 05 03 7F 67 42 72 50 FD A0 5E 53 EF 21 59 0C 5C EE AE C0 AF B9 AB 15 E6 D4 2E BA A6 59 59 6F 5E 5D EF 45 1F E1 95 9C 02 F4 70 72 95 C9 FD F2 B8 AC 33 E7 67 5F FD CD 34 2C 88 5A 85 62 CA 64 3F BA A9 DD 1C 40 7A 9D B4 6A 10 4A 35 0F BC 6D BB 70 56 A2 CF 54 70 04 00 79 5F 86 5B A9 EA 9A E3 14 F7前 7 行各 16 字节，最后一行 15 字节，总计：7 * 16 + 15 = 127 字节附录 B：metadata 索引与文件偏移完整表metadata字段文件偏移恢复公式0固定 03file[3] ^ file[2]1密码字节 06file[6] ^ file[5]2密码字节 18file[8] ^ file[7]3密码字节 29file[9] ^ file[8]4密码字节 311file[11] ^ file[10]5密码字节 413file[13] ^ file[12]6密码字节 514file[14] ^ file[13]7密码字节 617file[17] ^ file[16]8密码字节 718file[18] ^ file[17]9密码字节 821file[21] ^ file[20]10密码字节 923file[23] ^ file[22]11密码字节 1024file[24] ^ file[23]12密码字节 1126file[26] ^ file[25]13密码字节 1227file[27] ^ file[26]14密码字节 1328file[28] ^ file[27]15密码字节 1430file[30] ^ file[29]16密码结束符32file[32] ^ file[31]17option 字节 034file[34] ^ file[33]18option 字节 136file[36] ^ file[35]19option 字节 238file[38] ^ file[37]20option 字节 339file[39] ^ file[38]21option 字节 440file[40] ^ file[39]22option 字节 542file[42] ^ file[41]23option 字节 643file[43] ^ file[42]24option 字节 744file[44] ^ file[43]25option 字节 845file[45] ^ file[44]26option 字节 946file[46] ^ file[45]27option 字节 1049file[49] ^ file[48]28option 字节 1150file[50] ^ file[49]29固定 053file[53] ^ file[52]30固定 054file[54] ^ file[53]31随机填充55file[55] ^ file[54]32随机填充57file[57] ^ file[56]33随机填充59file[59] ^ file[58]34随机填充60file[60] ^ file[59]35随机填充62file[62] ^ file[61]36随机填充63file[63] ^ file[62]37随机填充/正文初始链来源64file[64] ^ file[63]附录 C：术语对照术语本文含义文件标志偏移 0 的固定字节0x02metadata被分散隐藏的 38 字节元数据混淆头偏移1~64 的 64 字节输出元数据槽固定选择 metadata 的 38 个头部位置随机槽选择random() 低字节的 26 个头部位置previous生成混淆头时的前一个头部输出previous_cipher正文生成/读取时的前一个正文密文字节；第一轮使用file[64]state决定头部当前槽使用 metadata 还是随机字节的固定选择状态key_index正文固定密钥表索引，从 126 递减并循环正文相对索引从文件偏移 65 开始重新以 0 计数的位置