1. 前言

Android 系統安全愈發重要，像傳統pc安全的可執行檔案加固一樣，應用加固是Android系統安全中非常重要的一環。目前Android 應用加固可以分為dex加固和Native加固，Native 加固的保護物件為 Native 層的 SO 檔案，使用加殼、反除錯、混淆、VM 等手段增加SO檔案的反編譯難度。目前最主流的 SO 檔案保護方案還是加殼技術， 在SO檔案加殼和脫殼的攻防技術領域，最重要的基礎的便是對於 Linker 即裝載連結機制的理解。對於非安全方向開發者，深刻理解系統的裝載與連結機制也是進階的必要條件。

本文詳細分析了 Linker 對 SO 檔案的裝載和連結過程，最後對 SO 加殼的關鍵技術進行了簡要的介紹。

對於 Linker 的學習，還應該包括 Linker 自舉、可執行檔案的載入等技術，但是限於本人的技術水平，本文的討論範圍限定在 SO 檔案的載入，也就是在呼叫dlopen("libxx.SO")之後，Linker 的處理過程。

本文基於 Android 5.0 AOSP 原始碼，僅針對 ARM 平臺，為了增強可讀性，文中列舉的原始碼均經過刪減，去除了其他 CPU 架構的相關原始碼以及錯誤處理。

P.S. :閱讀本文的讀者需要對 ELF 檔案結構有一定的瞭解。

2. SO 的裝載與連結

2.1 整體流程說明

1. do_dlopen
呼叫 dl_open 後，中間經過 dlopen_ext, 到達第一個主要函式 do_dlopen:

soinfo* do_dlopen(const char* name, int flags, const Android_dlextinfo* extinfo) {
  protect_data(PROT_READ | PROT_WRITE);
  soinfo* si = find_library(name, flags, extinfo); // 查詢 SO
  if (si != NULL) {
    si->CallConstructors(); // 呼叫 SO 的 init 函式
  }
  protect_data(PROT_READ);
  return si;
}

do_dlopen 呼叫了兩個重要的函式，第一個是find_library, 第二個是 soinfo 的成員函式 CallConstructors，find_library 函式是 SO 裝載連結的後續函式， 完成 SO 的裝載連結後， 通過 CallConstructors 呼叫 SO 的初始化函式。

2. find_library_internal
find_library 直接呼叫了 find_library_internal，下面直接看 find_library_internal函式:

static soinfo* find_library_internal(const char* name, int dlflags, const Android_dlextinfo* extinfo) {
  if (name == NULL) {
    return somain;
  }
  soinfo* si = find_loaded_library_by_name(name);  // 判斷 SO 是否已經載入
  if (si == NULL) {
    TRACE("[ '%s' has not been found by name.  Trying harder...]", name);
    si = load_library(name, dlflags, extinfo);     // 繼續 SO 的載入流程
  }
  if (si != NULL && (si->flags & FLAG_LINKED) == 0) {
    DL_ERR("recursive link to \"%s\"", si->name);
    return NULL;
  }
  return si;
}

find_library_internal 首先通過 find_loaded_library_by_name 函式判斷目標 SO 是否已經載入，如果已經載入則直接返回對應的soinfo指標，沒有載入的話則呼叫 load_library 繼續載入流程，下面看 load_library 函式。

3. load_library

static soinfo* load_library(const char* name, int dlflags, const Android_dlextinfo* extinfo) {
    int fd = -1;
    ...
    // Open the file.
    fd = open_library(name);                // 開啟 SO 檔案，獲得檔案描述符 fd

    ElfReader elf_reader(name, fd);         // 建立 ElfReader 物件
    ...
    // Read the ELF header and load the segments.
    if (!elf_reader.Load(extinfo)) {        // 使用 ElfReader 的 Load 方法，完成 SO 裝載
        return NULL;
    }

    soinfo* si = soinfo_alloc(SEARCH_NAME(name), &file_stat);  // 為 SO 分配新的 soinfo 結構
    if (si == NULL) {
        return NULL;
    }
    si->base = elf_reader.load_start();  // 根據裝載結果，更新 soinfo 的成員變數
    si->size = elf_reader.load_size();
    si->load_bias = elf_reader.load_bias();
    si->phnum = elf_reader.phdr_count();
    si->phdr = elf_reader.loaded_phdr();
    ...
    if (!soinfo_link_image(si, extinfo)) {  // 呼叫 soinfo_link_image 完成 SO 的連結過程
      soinfo_free(si);
      return NULL;
    }
    return si;
}

load_library 函式呈現了 SO 裝載連結的整個流程，主要有3步:
1. 裝載:建立ElfReader物件，通過 ElfReader 物件的 Load 方法將 SO 檔案裝載到記憶體
2. 分配soinfo:呼叫 soinfo_alloc 函式為 SO 分配新的 soinfo 結構，並按照裝載結果更新相應的成員變數
3. 連結: 呼叫 soinfo_link_image 完成 SO 的連結

通過前面的分析，可以看到， load_library 函式中包含了 SO 裝載連結的主要過程, 後文主要通過分析 ElfReader 類和 soinfo_link_image 函式, 來分別介紹 SO 的裝載和連結過程。

2.2 裝載

在 load_library 中， 首先初始化 elf_reader 物件, 第一個引數為 SO 的名字， 第二個引數為檔案描述符 fd:
ElfReader elf_reader(name, fd)
之後呼叫 ElfReader 的 load 方法裝載 SO。

    ...
    // Read the ELF header and load the segments.
    if (!elf_reader.Load(extinfo)) {
        return NULL;
    }
    ...

ElfReader::Load 方法如下:

bool ElfReader::Load(const Android_dlextinfo* extinfo) {
  return ReadElfHeader() &&             // 讀取 elf header
         VerifyElfHeader() &&           // 驗證 elf header
         ReadProgramHeader() &&         // 讀取 program header
         ReserveAddressSpace(extinfo) &&// 分配空間
         LoadSegments() &&              // 按照 program header 指示裝載 segments
         FindPhdr();                    // 找到裝載後的 phdr 地址
}

ElfReader::Load 方法首先讀取 SO 的elf header，再對elf header進行驗證，之後讀取program header，根據program header 計算 SO 需要的記憶體大小並分配相應的空間，緊接著將 SO 按照以 segment 為單位裝載到記憶體，最後在裝載到記憶體的 SO 中找到program header，方便之後的連結過程使用。
下面深入 ElfReader 的這幾個成員函式進行詳細介紹。

2.2.1 read&verify elfheader

bool ElfReader::ReadElfHeader() {
  ssize_t rc = read(fd_, &header_, sizeof(header_));

  if (rc != sizeof(header_)) {
    return false;
  }
  return true;
}

ReadElfHeader 使用 read 直接從 SO 檔案中將 elf_header 讀取 header_ 中，header_ 為 ElfReader 的成員變數，型別為 Elf32_Ehdr，通過 header 可以方便的訪問 elf header中各個欄位，elf header中包含有 program header table、section header table等重要資訊。

對 elf header 的驗證包括:
- magic位元組
- 32/64 bit 與當前平臺是否一致
- 大小端
- 型別:可執行檔案、SO …
- 版本:一般為 1，表示當前版本
- 平臺:ARM、x86、amd64 …

有任何錯誤都會導致載入失敗。

2.2.2 Read ProgramHeader

bool ElfReader::ReadProgramHeader() {
  phdr_num_ = header_.e_phnum;      // program header 數量

  // mmap 要求頁對齊
  ElfW(Addr) page_min = PAGE_START(header_.e_phoff);
  ElfW(Addr) page_max = PAGE_END(header_.e_phoff + (phdr_num_ * sizeof(ElfW(Phdr))));
  ElfW(Addr) page_offset = PAGE_OFFSET(header_.e_phoff);

  phdr_size_ = page_max - page_min;
  // 使用 mmap 將 program header 對映到記憶體
  void* mmap_result = mmap(NULL, phdr_size_, PROT_READ, MAP_PRIVATE, fd_, page_min);

  phdr_mmap_ = mmap_result;
  // ElfReader 的成員變數 phdr_table_ 指向program header table
  phdr_table_ = reinterpret_cast<ElfW(Phdr)*>(reinterpret_cast<char*>(mmap_result) + page_offset);
  return true;
}

將 program header 在記憶體中單獨對映一份，用於解析program header 時臨時使用，在 SO 裝載到記憶體後，便會釋放這塊記憶體，轉而使用裝載後的 SO 中的program header。

2.2.3 reserve space & 計算 load size

bool ElfReader::ReserveAddressSpace(const Android_dlextinfo* extinfo) {
  ElfW(Addr) min_vaddr;
  // 計算 載入SO 需要的空間大小
  load_size_ = phdr_table_get_load_size(phdr_table_, phdr_num_, &min_vaddr);
  // min_vaddr 一般情況為零，如果不是則表明 SO 指定了載入基址
  uint8_t* addr = reinterpret_cast<uint8_t*>(min_vaddr);
  void* start;

  int mmap_flags = MAP_PRIVATE | MAP_ANONYMOUS;
  start = mmap(addr, load_size_, PROT_NONE, mmap_flags, -1, 0);

  load_start_ = start;
  load_bias_ = reinterpret_cast<uint8_t*>(start) - addr;
  return true;
}

首先呼叫 phdr_table_get_load_size 函式獲取 SO 在記憶體中需要的空間load_size，然後使用 mmap 匿名對映，預留出相應的空間。

關於load_bias_: SO 可以指定載入基址，但是 SO 指定的載入基址可能不是頁對齊的，這種情況會導致實際對映地址和指定的載入地址有一個偏差，這個偏差便是 load_bias_，之後在針對虛擬地址進行計算時需要使用 load_bias_ 修正。普通的 SO 都不會指定載入基址，這時min_vaddr = 0，則 load_bias_ = load_start_，即load_bias_ 等於載入基址，下文會將 load_bias_ 直接稱為基址。

下面深入phdr_table_get_load_size分析一下 load_size 的計算:使用成員變數 phdr_table 遍歷所有的program header， 找到所有型別為 PT_LOAD 的 segment 的 p_vaddr 的最小值，p_vaddr + p_memsz 的最大值，分別作為 min_vaddr 和 max_vaddr，在將兩個值分別對齊到頁首和頁尾，最終使用對齊後的 max_vaddr - min_vaddr 得到 load_size。

size_t phdr_table_get_load_size(const ElfW(Phdr)* phdr_table, size_t phdr_count,
                                ElfW(Addr)* out_min_vaddr,
                                ElfW(Addr)* out_max_vaddr) {
  ElfW(Addr) min_vaddr = UINTPTR_MAX;
  ElfW(Addr) max_vaddr = 0;
  bool found_pt_load = false;
  for (size_t i = 0; i < phdr_count; ++i) {  // 遍歷 program header
    const ElfW(Phdr)* phdr = &phdr_table[i];
    if (phdr->p_type != PT_LOAD) {
      continue;
    }
    found_pt_load = true;
    if (phdr->p_vaddr < min_vaddr) {
      min_vaddr = phdr->p_vaddr;         // 記錄最小的虛擬地址
    }
    if (phdr->p_vaddr + phdr->p_memsz > max_vaddr) {
      max_vaddr = phdr->p_vaddr + phdr->p_memsz;  // 記錄最大的虛擬地址
    }
  }
  if (!found_pt_load) {
    min_vaddr = 0;
  }
  min_vaddr = PAGE_START(min_vaddr);      // 頁對齊
  max_vaddr = PAGE_END(max_vaddr);      // 頁對齊
  if (out_min_vaddr != NULL) {
    *out_min_vaddr = min_vaddr;
  }
  if (out_max_vaddr != NULL) {
    *out_max_vaddr = max_vaddr;
  }
  return max_vaddr - min_vaddr;         // load_size = max_vaddr - min_vaddr
}

2.2.4 Load Segments

遍歷 program header table，找到型別為 PT_LOAD 的 segment:
1. 計算 segment 在記憶體空間中的起始地址 seg_start 和結束地址 seg_end，seg_start 等於虛擬偏移加上基址load_bias_，同時由於 mmap 的要求，都要對齊到頁邊界得到 seg_page_start 和 seg_page_end。
2. 計算 segment 在檔案中的頁對齊後的起始地址 file_page_start 和長度 file_length。
3. 使用 mmap 將 segment 對映到記憶體，指定對映地址為 seg_page_start，長度為 file_length，檔案偏移為 file_page_start。

bool ElfReader::LoadSegments() {
  for (size_t i = 0; i < phdr_num_; ++i) {
    const ElfW(Phdr)* phdr = &phdr_table_[i];

    if (phdr->p_type != PT_LOAD) {
      continue;
    }
    // Segment 在記憶體中的地址.
    ElfW(Addr) seg_start = phdr->p_vaddr + load_bias_;
    ElfW(Addr) seg_end   = seg_start + phdr->p_memsz;

    ElfW(Addr) seg_page_start = PAGE_START(seg_start);
    ElfW(Addr) seg_page_end   = PAGE_END(seg_end);

    ElfW(Addr) seg_file_end   = seg_start + phdr->p_filesz;

    // 檔案偏移
    ElfW(Addr) file_start = phdr->p_offset;
    ElfW(Addr) file_end   = file_start + phdr->p_filesz;

    ElfW(Addr) file_page_start = PAGE_START(file_start);
    ElfW(Addr) file_length = file_end - file_page_start;

    if (file_length != 0) {
      // 將檔案中的 segment 對映到記憶體
      void* seg_addr = mmap(reinterpret_cast<void*>(seg_page_start),
                            file_length,
                            PFLAGS_TO_PROT(phdr->p_flags),
                            MAP_FIXED|MAP_PRIVATE,
                            fd_,
                            file_page_start);
    }
    // 如果 segment 可寫, 並且沒有在頁邊界結束，那麼就將 segemnt end 到頁邊界的記憶體清零。
    if ((phdr->p_flags & PF_W) != 0 && PAGE_OFFSET(seg_file_end) > 0) {
      memset(reinterpret_cast<void*>(seg_file_end), 0, PAGE_SIZE - PAGE_OFFSET(seg_file_end));
    }

    seg_file_end = PAGE_END(seg_file_end);
    // 將 (記憶體長度 - 檔案長度) 對應的記憶體進行匿名對映
    if (seg_page_end > seg_file_end) {
      void* zeromap = mmap(reinterpret_cast<void*>(seg_file_end),
                           seg_page_end - seg_file_end,
                           PFLAGS_TO_PROT(phdr->p_flags),
                           MAP_FIXED|MAP_ANONYMOUS|MAP_PRIVATE,
                           -1,
                           0);
    }
  }
  return true;
}

2.3 分配 soinfo

load_library 在呼叫 load_segments 完成裝載後，接著呼叫 soinfo_alloc 函式為目標SO分配soinfo，soinfo_alloc 函式實現如下:

static soinfo* soinfo_alloc(const char* name, struct stat* file_stat) {

  soinfo* si = g_soinfo_allocator.alloc();  //分配空間，可以簡單理解為 malloc
  // Initialize the new element.
  memset(si, 0, sizeof(soinfo));
  strlcpy(si->name, name, sizeof(si->name));
  si->flags = FLAG_NEW_SOINFO;

  sonext->next = si;    // 加入到存有所有 soinfo 的連結串列中
  sonext = si;
  return si;
}

Linker 為 每個 SO 維護了一個soinfo結構，呼叫 dlopen時，返回的控制代碼其實就是一個指向該 SO 的 soinfo 指標。soinfo 儲存了 SO 載入連結以及執行期間所需的各類資訊，簡單列舉一下:

裝載連結期間主要使用的成員:
- 裝載資訊
- const ElfW(Phdr)* phdr;
- size_t phnum;
- ElfW(Addr) base;
- size_t size;

• 符號資訊

  • const char* strtab;
  • ElfW(Sym)* symtab;

• 重定位資訊

  • ElfW(Rel)* plt_rel;
  • size_t plt_rel_count;
  • ElfW(Rel)* rel;
  • size_t rel_count;

• init 函式和 finit 函式

  • Linker_function_t* init_array;
  • size_t init_array_count;
  • Linker_function_t* fini_array;
  • size_t fini_array_count;
  • Linker_function_t init_func;
  • Linker_function_t fini_func;

執行期間主要使用的成員:
- 匯出符號查詢（dlsym）:
- const char* strtab;
- ElfW(Sym)* symtab;
- size_t nbucket;
- size_t nchain;
- unsigned* bucket;
- unsigned* chain;
- ElfW(Addr) load_bias;

• 異常處理:
  
  • unsigned* ARM_exidx;
  • size_t ARM_exidx_count;

load_library 在為 SO 分配 soinfo 後，會將裝載結果更新到 soinfo 中，後面的連結過程就可以直接使用soinfo的相關欄位去訪問 SO 中的資訊。

    ...
    si->base = elf_reader.load_start();
    si->size = elf_reader.load_size();
    si->load_bias = elf_reader.load_bias();
    si->phnum = elf_reader.phdr_count();
    si->phdr = elf_reader.loaded_phdr();
    ...

2.4 連結

連結過程由 soinfo_link_image 函式完成，主要可以分為四個主要步驟:

1. 定位 dynamic section，
由函式 phdr_table_get_dynamic_section 完成，該函式會遍歷 program header，找到為型別為 PT_DYNAMIC 的 header, 從中獲取的是 dynamic section 的資訊，主要就是虛擬地址和項數。

2. 解析 dynamic section
dynamic section本質上是型別為Elf32_Dyn的陣列，Elf32_Dyn 結構如下

typedef struct {
    Elf32_Sword d_tag;      /* 型別(e.g. DT_SYMTAB)，決定 d_un 表示的意義*/
    union {
        Elf32_Word  d_val;  /* 根據 d_tag的不同，有不同的意義*/
        Elf32_Addr  d_ptr;  /* 虛擬地址 */
    } d_un;
} Elf32_Dyn;

Elf32_Dyn結構的d_tag屬性表示該項的型別，型別決定了dun中資訊的意義，e.g.:當d_tag = DT_SYMTAB表示該項儲存的是符號表的資訊，d_un.d_ptr 表示符號表的虛擬地址的偏移，當d_tag = DT_RELSZ時，d_un.d_val 表示重定位表rel的項數。
解析的過程就是遍歷陣列中的每一項，根據d_tag的不同，獲取到不同的資訊。
dynamic section 中包含的資訊主要包括以下 3 類:
- 符號資訊
- 重定位資訊
- init&finit funcs

3. 載入 needed SO
呼叫 find_library 獲取所有依賴的 SO 的 soinfo 指標，如果 SO 還沒有載入，則會將 SO 載入到記憶體，分配一個soinfo*[]指標陣列，用於存放 soinfo 指標。

4. 重定位
重定位SO 連結中最複雜同時也是最關鍵的一步。重定位做的工作主要是修復匯入符號的引用，下面一節將對重定位過程進行詳細分析。

soinfo_link_image 的示意程式碼:

static bool soinfo_link_image(soinfo* si, const Android_dlextinfo* extinfo) {
...
    // 1. 獲取 dynamic section 的資訊，si->dynamic 指向 dynamic section
    phdr_table_get_dynamic_section(phdr, phnum, base, &si->dynamic,
                                   &dynamic_count, &dynamic_flags);
...
    // 2. 解析dynamic section
    uint32_t needed_count = 0;
    for (ElfW(Dyn)* d = si->dynamic; d->d_tag != DT_NULL; ++d) {
        switch (d->d_tag) {
         // 以下為符號資訊
         case DT_HASH:
            si->nbucket = reinterpret_cast<uint32_t*>(base + d->d_un.d_ptr)[0];
            si->nchain = reinterpret_cast<uint32_t*>(base + d->d_un.d_ptr)[1];
            si->bucket = reinterpret_cast<uint32_t*>(base + d->d_un.d_ptr + 8);
            si->chain = reinterpret_cast<uint32_t*>(base + d->d_un.d_ptr + 8 + si->nbucket * 4);
            break;
         case DT_SYMTAB:
            si->symtab = reinterpret_cast<ElfW(Sym)*>(base + d->d_un.d_ptr);
            break;
         case DT_STRTAB:
            si->strtab = reinterpret_cast<const char*>(base + d->d_un.d_ptr);
            break;
         // 以下為重定位資訊
         case DT_JMPREL:
            si->plt_rel = reinterpret_cast<ElfW(Rel)*>(base + d->d_un.d_ptr);
            break;
         case DT_PLTRELSZ:
            si->plt_rel_count = d->d_un.d_val / sizeof(ElfW(Rel));
            break;
         case DT_REL:
            si->rel = reinterpret_cast<ElfW(Rel)*>(base + d->d_un.d_ptr);
            break;
         case DT_RELSZ:
            si->rel_count = d->d_un.d_val / sizeof(ElfW(Rel));
            break;
         // 以下為 init&finit funcs
         case DT_INIT:
            si->init_func = reinterpret_cast<Linker_function_t>(base + d->d_un.d_ptr);
            break;
         case DT_FINI:
            ...
         case DT_INIT_ARRAY:
            si->init_array = reinterpret_cast<Linker_function_t*>(base + d->d_un.d_ptr);
            break;
         case DT_INIT_ARRAYSZ:
            ...
         case DT_FINI_ARRAY:
            ...
         case DT_FINI_ARRAYSZ:
            ...
         // SO 依賴
         case DT_NEEDED:
            ...
        ...
        }
...
    // 3. 載入依賴的SO
    for (ElfW(Dyn)* d = si->dynamic; d->d_tag != DT_NULL; ++d) {
        if (d->d_tag == DT_NEEDED) {
            soinfo* lsi = find_library(library_name, 0, NULL);
            si->add_child(lsi);
            *pneeded++ = lsi;
        }
    }
    *pneeded = NULL;
...
    // 4. 重定位
    soinfo_relocate(si, si->plt_rel, si->plt_rel_count, needed);
    soinfo_relocate(si, si->rel, si->rel_count, needed);
...
    // 設定已連結標誌
    si->flags |= FLAG_LINKED;
    DEBUG("[ finished linking %s ]", si->name);
｝

2.4.1 重定位 relocate

Android ARM 下需要處理兩個重定位表，plt_rel 和 rel，plt 指的是延遲繫結，但是 Android 目前並不對延遲繫結做特殊處理，直接與普通的重定位同時處理。兩個重定位的表都由 soinfo_relocate 函式處理。
soinfo_relocate 函式需要遍歷重定位表，處理每個重定位項，每個重定位項的處理過程可以分為 3 步:
1. 解析重定位項和匯入符號的資訊

重定位項的結構如下

typedef struct {
     Elf32_Addr  r_offset;   /* 需要重定位的位置的偏移 */
     Elf32_Word  r_info;     /* 高24位為符號在符號表中的index，低8位為重定位型別 */
} Elf32_Rel;

首先從重定位項獲取的資訊如下:
- 重定位的型別 type
- 符號在符號表中的索引號 sym，sym 為0表示為本SO內部的重定位，如果不為0，意味著該符號為匯入符號
- 重定位的目標地址 reloc，使用r_offset + si_load_bias，相當於 偏移地址+基地址

符號表表項的結構為elf32_sym:

typedef struct elf32_sym {
    Elf32_Word  st_name;    /* 名稱 - index into string table */
    Elf32_Addr  st_value;   /* 偏移地址 */
    Elf32_Word  st_size;    /* 符號長度（ e.g. 函式的長度） */
    unsigned char   st_info;    /* 型別和繫結型別 */
    unsigned char   st_other;   /* 未定義 */
    Elf32_Half  st_shndx;   /* section header的索引號，表示位於哪個 section 中 */
} Elf32_Sym;

2. 如果 sym 不為0，則查詢匯入符號的資訊
如果 sym 不為0，則繼續使用 sym 在符號表中獲取符號資訊，從符號資訊中進一步獲取符號的名稱。隨後呼叫 soinfo_do_lookup 函式在所有依賴的 SO 中根據符號名稱查詢符號資訊，返回值型別為 elf32_sym，同時還會返回含有該符號的 SO 的 soinfo( lsi )，如果查詢成功則該匯入符號的地址為:
sym_addr = s->st_value + lsi->load_bias;

3. 修正需要重定位的地址
根據重定位型別的不同，修正重定位地址，具體的重定位型別定義和計算方法可以參考 aaelf 文件的 4.6.1.2 節。
對於匯入符號，則使用根據第二步得到 sym_addr 去修正，對於 SO 內部的相對偏移修正，則直接將reloc的地址加上 SO 的基址。

static int soinfo_relocate(soinfo* si, ElfW(Rel)* rel, unsigned count, soinfo* needed[]) {
    ElfW(Sym)* s;
    soinfo* lsi;

    // 遍歷重定位表
    for (size_t idx = 0; idx < count; ++idx, ++rel) {
        //
        // 1. 解析重定位項和匯入符號的資訊
        //
        // 重定位型別
        unsigned type = ELFW(R_TYPE)(rel->r_info);
        // 匯入符號在符號表中的 index，可以為0,(修正 SO 內部的相對偏移)
        unsigned sym = ELFW(R_SYM)(rel->r_info);
        // 需要重定位的地址
        ElfW(Addr) reloc = static_cast<ElfW(Addr)>(rel->r_offset + si->load_bias);
        ElfW(Addr) sym_addr = 0;
        const char* sym_name = NULL;

        if (type == 0) { // R_*_NONE
            continue;
        }
        if (sym != 0) {
            //
            // 2. 如果 sym 有效，則查詢匯入符號
            //
            // 從符號表中獲得符號資訊，在根據符號資訊從字串表中獲取字串名
            sym_name = reinterpret_cast<const char*>(si->strtab + si->symtab[sym].st_name);
            // 在依賴的 SO 中查詢符號，返回值為 Elf32_Sym 型別
            s = soinfo_do_lookup(si, sym_name, &lsi, needed);
            if (s == NULL) {}
                // 查詢失敗，不關心
            } else {
                // 查詢成功，最終的符號地址 = s->st_value + lsi->load_bias
                // s->st_value 是符號在依賴 SO 中的偏移，lsi->load_bias 為依賴 SO 的基址
                sym_addr = static_cast<ElfW(Addr)>(s->st_value + lsi->load_bias);
            }
        } else {
            s = NULL;
        }
        //
        // 3. 根據重定位型別，修正需要重定位的地址
        //
        switch (type) {
        // 判斷重定位型別，將需要重定位的地址 reloc 修正為目標符號地址
        // 修正匯入符號
        case R_ARM_JUMP_SLOT:
            *reinterpret_cast<ElfW(Addr)*>(reloc) = sym_addr;
            break;
        case R_ARM_GLOB_DAT:
            *reinterpret_cast<ElfW(Addr)*>(reloc) = sym_addr;
            break;
        case R_ARM_ABS32:
            *reinterpret_cast<ElfW(Addr)*>(reloc) += sym_addr;
            break;
        case R_ARM_REL32:
            *reinterpret_cast<ElfW(Addr)*>(reloc) += sym_addr - rel->r_offset;
            break;
        // 不支援
        case R_ARM_COPY:
            /*
             * ET_EXEC is not supported SO this should not happen.
             */
            DL_ERR("%s R_ARM_COPY relocations are not supported", si->name);
            return -1;
        // SO 內部的偏移修正
        case R_ARM_RELATIVE:
            if (sym) {
                DL_ERR("odd RELATIVE form...");
                return -1;
            }
            *reinterpret_cast<ElfW(Addr)*>(reloc) += si->base;
            break;

        default:
            DL_ERR("unknown reloc type %d @ %p (%zu)", type, rel, idx);
            return -1;
        }
    }
    return 0;
}

2.5 CallConstructors

在編譯 SO 時，可以通過連結選項-init或是給函式新增屬性__attribute__((constructor))來指定 SO 的初始化函式，這些初始化函式在 SO 裝載連結後便會被呼叫，再之後才會將 SO 的 soinfo 指標返回給 dl_open 的呼叫者。SO 層面的保護手段，有兩個介入點, 一個是 jni_onload, 另一個就是初始化函式，比如反除錯、脫殼等，逆向分析時經常需要動態除錯分析這些初始化函式。

完成 SO 的裝載連結後，返回到 do_dlopen 函式, do_open 獲得 find_library 返回的剛剛載入的 SO 的 soinfo，在將 soinfo 返回給其他模組使用之前，最後還需要呼叫 soinfo 的成員函式 CallConstructors。

soinfo* do_dlopen(const char* name, int flags, const Android_dlextinfo* extinfo) {
...
  soinfo* si = find_library(name, flags, extinfo);
  if (si != NULL) {
    si->CallConstructors();
  }
  return si;
...
}

CallConstructors 函式會呼叫 SO 的首先呼叫所有依賴的 SO 的 soinfo 的 CallConstructors 函式，接著呼叫自己的 soinfo 成員變數 init 和 看 init_array 指定的函式，這兩個變數在在解析 dynamic section 時賦值。

void soinfo::CallConstructors() {
  //如果已經呼叫過，則直接返回
  if (constructors_called) {
    return;
  }
  // 呼叫依賴 SO 的 Constructors 函式
  get_children().for_each([] (soinfo* si) {
    si->CallConstructors();
  });
  // 呼叫 init_func
  CallFunction("DT_INIT", init_func);
  // 呼叫 init_array 中的函式
  CallArray("DT_INIT_ARRAY", init_array, init_array_count, false);
}

有了以上分析基礎後，在需要動態跟蹤初始化函式時，我們就知道可以將斷點設在 do_dlopen 或是 CallConstructors。

3. 加殼技術

在病毒和版權保護領域，“殼”一直扮演著極為重要的角色。通過加殼可以對程式碼進行壓縮和加密，同時再輔以虛擬化、程式碼混淆和反除錯等手段，達到防止靜態和動態分析。

在 Android 環境中，Native 層的加殼主要是針對動態連結庫 SO，SO 加殼的示意圖如下:

加殼工具、loader、被保護SO。

• SO: 即被保護的目標 SO。
• loader: 自身也是一個 SO，系統載入時首先載入 loader，loader 首先還原出經過加密、壓縮、變換的 SO，再將 SO 載入到記憶體，並完成連結過程，使 SO 可以正常被其他模組使用。
• 加殼工具: 將被保護的 SO 加密、壓縮、變換，並將結果作為資料與 loader 整合為 packed SO。

下面對 SO 加殼的關鍵技術進行簡單介紹。

3.1 loader 執行時機

Linker 載入完 loader 後，loader 需要將被保護的 SO 載入起來，這就要求 loader 的程式碼需要被執行，而且要在 被保護 SO 被使用之前，前文介紹了 SO 的初始化函式便可以滿足這個要求，同時在 Android 系統下還可以使用 JNI_ONLOAD 函式，因此 loader 的執行時機有兩個選擇:
- SO 的 init 或 initarray
- jni_onload

3.2 loader 完成 SO 的載入連結

loader 開始執行後，首先需要在記憶體中還原出 SO，SO 可以是經過加密、壓縮、變換等手段，也可已單純的以完全明文的資料儲存，這與 SO 加殼的技術沒有必要的關係，在此不進行討論。
在記憶體中還原出 SO 後，loader 還需要執行裝載和連結，這兩個過程可以完全模仿 Linker 來實現，下面主要介紹一下相對 Linker，loader 執行這兩個過程有哪些變化。

3.2.1 裝載

還原後的 SO 在記憶體中，所以裝載時的主要變化就是從檔案裝載到從記憶體裝載。
Linker 在裝載 PT_LAOD segment時，使用 SO 檔案的描述符 fd：

      void* seg_addr = mmap(reinterpret_cast<void*>(seg_page_start),
                            file_length,
                            PFLAGS_TO_PROT(phdr->p_flags),
                            MAP_FIXED|MAP_PRIVATE,
                            fd_,
                            file_page_start);

按照 Linker 裝載，PT_LAOD segment時，需要分為兩步：

      // 1、改用匿名對映
      void* seg_addr = mmap(reinterpret_cast<void*>(seg_page_start),
                            file_length,
                            PFLAGS_TO_PROT(phdr->p_flags),
                            MAP_FIXED|MAP_PRIVATE,
                            -1,
                            0);
     // 2、將記憶體中的 segment 複製到對映的記憶體中
     memcpy(seg_addr+seg_page_offset, elf_data_buf + phdr->p_offset, phdr->p_filesz);

注意第2步複製 segment 時，目標地址需要加上 seg_page_offset，seg_page_offset 是 segment 相對與頁面起始地址的偏移。
其他的步驟基本按照 Linker 的實現即可，只需要將一些從檔案讀取修改為從記憶體讀取，比如讀 elfheader和program header時。

3.2.2 分配 soinfo

soinfo 儲存了 SO 裝載連結和執行時需要的所有資訊，為了維護相關的資訊，loader 可以照搬 Linker 的 soinfo 結構，用於儲存中間資訊，裝載連結結束後，還需要將 soinfo 的資訊修復到 Linker 維護的soinfo，3.3節進行詳細說明。

3.2.3 連結

連結過程完全是操作記憶體，不論是從檔案裝載還是記憶體裝載，連結過程都是一樣，完全模仿 Linker 即可。
另外連結後記得順便呼叫 SO 初始化函式( init 和 init_array )。

3.3 soinfo 修復

SO 加殼的最關鍵技術點在於 soinfo 的修復，由於 Linker 載入的是 loader，而實際對外使用的是被保護的 SO，所以 Linker 維護的 soinfo 可以說是錯誤，loader 需要將自己維護的 soinfo 中的部分資訊匯出給 Linker 的soinfo。

修復過程如下：
1. 獲取 Linker 維護的 soinfo，可以通過 dlopen 開啟自己來獲得：self_soinfo = dlopen(self)。
2. 將 loader soinfo 中的資訊匯出到 self_soinfo，最簡單粗暴的方式就是直接賦值，比如：self_soinfo.base = soinfo.base。需要匯出的主要有以下幾項：
- SO地址範圍：base、size、load_bias
- 符號資訊:sym_tab、str_tab、
- 符號查詢資訊：nbucket、nchain、bucket、chain
- 異常處理：ARM_exidx、ARM_exidx_count

參考

• <<Linkers and loaders>>
• <<ELF for the ARM Architecture>>

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