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【腾讯Bugly干货分享】Android Linker 与 SO 加壳技术

發布時間：2025/3/15 Android 44 豆豆

生活随笔收集整理的這篇文章主要介紹了【腾讯Bugly干货分享】Android Linker 与 SO 加壳技术小編覺得挺不錯的,現在分享給大家,幫大家做個參考.

本文來自于騰訊bugly開發者社區，非經作者同意，請勿轉載，原文地址：http://dev.qq.com/topic/57e3a3bc42eb88da6d4be143

作者：王賽

1. 前言

Android 系統安全愈發重要，像傳統pc安全的可執行文件加固一樣，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 加固的保護對象為 Native 層的 SO 文件，使用加殼、反調試、混淆、VM 等手段增加SO文件的反編譯難度。目前最主流的 SO 文件保護方案還是加殼技術，在SO文件加殼和脫殼的攻防技術領域，最重要的基礎的便是對于 Linker 即裝載鏈接機制的理解。對于非安全方向開發者，深刻理解系統的裝載與鏈接機制也是進階的必要條件。

本文詳細分析了 Linker 對 SO 文件的裝載和鏈接過程，最后對 SO 加殼的關鍵技術進行了簡要的介紹。

對于 Linker 的學習，還應該包括 Linker 自舉、可執行文件的加載等技術，但是限于本人的技術水平，本文的討論范圍限定在 SO 文件的加載，也就是在調用dlopen("libxx.SO")之后，Linker 的處理過程。

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

P.S. :閱讀本文的讀者需要對 ELF 文件結構有一定的了解。

2. SO 的裝載與鏈接

2.1 整體流程說明

1. do_dlopen
調用 dl_open 后，中間經過 dlopen_ext, 到達第一個主要函數 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); // 查找 SOif (si != NULL) {si->CallConstructors(); // 調用 SO 的 init 函數}protect_data(PROT_READ);return si;}

do_dlopen 調用了兩個重要的函數，第一個是find_library, 第二個是 soinfo 的成員函數 CallConstructors，find_library 函數是 SO 裝載鏈接的后續函數，完成 SO 的裝載鏈接后，通過 CallConstructors 調用 SO 的初始化函數。

2. find_library_internal
find_library 直接調用了 find_library_internal，下面直接看 find_library_internal函數:

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 是否已經加載if (si == NULL) {TRACE("[ '%s' has not been found by name. Trying harder...]", name);si = load_library(name, dlflags, extinfo); // 繼續 SO 的加載流程}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 函數判斷目標 SO 是否已經加載，如果已經加載則直接返回對應的soinfo指針，沒有加載的話則調用 load_library 繼續加載流程，下面看 load_library 函數。

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); // 打開 SO 文件，獲得文件描述符 fdElfReader elf_reader(name, fd); // 創建 ElfReader 對象...// 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 的成員變量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)) { // 調用 soinfo_link_image 完成 SO 的鏈接過程soinfo_free(si);return NULL;}return si;}

load_library 函數呈現了 SO 裝載鏈接的整個流程，主要有3步:

裝載:創建ElfReader對象，通過 ElfReader 對象的 Load 方法將 SO 文件裝載到內存

分配soinfo:調用 soinfo_alloc 函數為 SO 分配新的 soinfo 結構，并按照裝載結果更新相應的成員變量

鏈接: 調用 soinfo_link_image 完成 SO 的鏈接

通過前面的分析，可以看到， load_library 函數中包含了 SO 裝載鏈接的主要過程, 后文主要通過分析 ElfReader 類和 soinfo_link_image 函數, 來分別介紹 SO 的裝載和鏈接過程。

2.2 裝載

在 load_library 中，首先初始化 elf_reader 對象, 第一個參數為 SO 的名字，第二個參數為文件描述符 fd:
ElfReader elf_reader(name, fd)
之后調用 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 headerVerifyElfHeader() && // 驗證 elf headerReadProgramHeader() && // 讀取 program headerReserveAddressSpace(extinfo) &&// 分配空間LoadSegments() && // 按照 program header 指示裝載 segmentsFindPhdr(); // 找到裝載后的 phdr 地址}

ElfReader::Load 方法首先讀取 SO 的elf header，再對elf header進行驗證，之后讀取program header，根據program header 計算 SO 需要的內存大小并分配相應的空間，緊接著將 SO 按照以 segment 為單位裝載到內存，最后在裝載到內存的 SO 中找到program header，方便之后的鏈接過程使用。
下面深入 ElfReader 的這幾個成員函數進行詳細介紹。

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 文件中將 elfheader 讀取 header 中，header_ 為 ElfReader 的成員變量，類型為 Elf32_Ehdr，通過 header 可以方便的訪問 elf header中各個字段，elf header中包含有 program header table、section header table等重要信息。
對 elf header 的驗證包括:

magic字節
32/64 bit 與當前平臺是否一致
大小端
類型:可執行文件、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加載失敗。

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 映射到內存void* mmap_result = mmap(NULL, phdr_size_, PROT_READ, MAP_PRIVATE, fd_, page_min);phdr_mmap_ = mmap_result;// ElfReader 的成員變量 phdr_table_ 指向program header tablephdr_table_ = reinterpret_cast<ElfW(Phdr)*>(reinterpret_cast<char*>(mmap_result) + page_offset);return true;}

將 program header 在內存中單獨映射一份，用于解析program header 時臨時使用，在 SO 裝載到內存后，便會釋放這塊內存，轉而使用裝載后的 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;// 計算加載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 指定了加載基址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;}

首先調用 phdr_table_get_load_size 函數獲取 SO 在內存中需要的空間load_size，然后使用 mmap 匿名映射，預留出相應的空間。

關于loadbias: SO 可以指定加載基址，但是 SO 指定的加載基址可能不是頁對齊的，這種情況會導致實際映射地址和指定的加載地址有一個偏差，這個偏差便是 load_bias_，之后在針對虛擬地址進行計算時需要使用 load_bias_ 修正。普通的 SO 都不會指定加載基址，這時min_vaddr = 0，則 load_bias_ = load_start_，即load_bias_ 等于加載基址，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:使用成員變量 phdr_table 遍歷所有的program header，找到所有類型為 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，最終使用對齊后的 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 headerconst 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，找到類型為 PT_LOAD 的 segment:

計算 segment 在內存空間中的起始地址 segstart 和結束地址 seg_end，seg_start 等于虛擬偏移加上基址load_bias，同時由于 mmap 的要求，都要對齊到頁邊界得到 seg_page_start 和 seg_page_end。

計算 segment 在文件中的頁對齊后的起始地址 file_page_start 和長度 file_length。

使用 mmap 將 segment 映射到內存，指定映射地址為 seg_page_start，長度為 file_length，文件偏移為 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 在內存中的地址.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;// 文件偏移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) {// 將文件中的 segment 映射到內存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, 并且沒有在頁邊界結束，那么就將 segemnt end 到頁邊界的內存清零。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 (內存長度 - 文件長度) 對應的內存進行匿名映射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 在調用 load_segments 完成裝載后，接著調用 soinfo_alloc 函數為目標SO分配soinfo，soinfo_alloc 函數實現如下:

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 的鏈表中sonext = si;return si;}

Linker 為每個 SO 維護了一個soinfo結構，調用 dlopen時，返回的句柄其實就是一個指向該 SO 的 soinfo 指針。soinfo 保存了 SO 加載鏈接以及運行期間所需的各類信息，簡單列舉一下:

裝載鏈接期間主要使用的成員:

裝載信息
- const ElfW(Phdr)* phdr;
- size_t phnum;
- ElfW(Addr) base;
- size_t size;

符號信息
- const char* strtab;
- ElfW(Sym)* symtab;

重定位信息
- ElfW(Rel)* plt_rel;
- size_t plt_rel_count;
- ElfW(Rel)* rel;
- size_t rel_count;

init 函數和 finit 函數
- 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;

運行期間主要使用的成員:

導出符號查找（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 后，會將裝載結果更新到 soinfo 中，后面的鏈接過程就可以直接使用soinfo的相關字段去訪問 SO 中的信息。

...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 鏈接

鏈接過程由 soinfo_link_image 函數完成，主要可以分為四個主要步驟:

1. 定位 dynamic section，
由函數 phdr_table_get_dynamic_section 完成，該函數會遍歷 program header，找到為類型為 PT_DYNAMIC 的 header, 從中獲取的是 dynamic section 的信息，主要就是虛擬地址和項數。

2. 解析 dynamic section
dynamic section本質上是類型為Elf32_Dyn的數組，Elf32_Dyn 結構如下

typedef struct {Elf32_Sword d_tag; /* 類型(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屬性表示該項的類型，類型決定了dun中信息的意義，e.g.:當d_tag = DT_SYMTAB表示該項存儲的是符號表的信息，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數組中的每一項，根據d_tag的不同，獲取到不同的信息。
dynamic section 中包含的信息主要包括以下 3 類:

- 符號信息- 重定位信息- init&finit funcs

3. 加載 needed SO
調用 find_library 獲取所有依賴的 SO 的 soinfo 指針，如果 SO 還沒有加載，則會將 SO 加載到內存，分配一個soinfo*[]指針數組，用于存放 soinfo 指針。

4. 重定位
重定位SO 鏈接中最復雜同時也是最關鍵的一步。重定位做的工作主要是修復導入符號的引用，下面一節將對重定位過程進行詳細分析。

soinfo_link_image 的示意代碼:

static bool soinfo_link_image(soinfo* si, const Android_dlextinfo* extinfo) {...// 1. 獲取 dynamic section 的信息，si->dynamic 指向 dynamic sectionphdr_table_get_dynamic_section(phdr, phnum, base, &si->dynamic,&dynamic_count, &dynamic_flags);...// 2. 解析dynamic sectionuint32_t needed_count = 0;for (ElfW(Dyn)* d = si->dynamic; d->d_tag != DT_NULL; ++d) {switch (d->d_tag) {// 以下為符號信息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;// 以下為重定位信息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 funcscase 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. 加載依賴的SOfor (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);...// 設置已鏈接標志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 指的是延遲綁定，但是 Android 目前并不對延遲綁定做特殊處理，直接與普通的重定位同時處理。兩個重定位的表都由 soinfo_relocate 函數處理。
soinfo_relocate 函數需要遍歷重定位表，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. 解析重定位項和導入符號的信息

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位為重定位類型 */} Elf32_Rel;

首先從重定位項獲取的信息如下:

重定位的類型 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，意味著該符號為導入符號
重定位的目標地址 reloc，使用r_offset + si_load_bias，相當于偏移地址+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. 函數的長度） */unsigned char st_info; /* 類型和綁定類型 */unsigned char st_other; /* 未定義 */Elf32_Half st_shndx; /* section header的索引號，表示位于哪個 section 中 */ } Elf32_Sym;
2. 如果 sym 不為0，則查找導入符號的信息
如果 sym 不為0，則繼續使用 sym 在符號表中獲取符號信息，從符號信息中進一步獲取符號的名稱。隨后調用 soinfo_do_lookup 函數在所有依賴的 SO 中根據符號名稱查找符號信息，返回值類型為 elf32_sym，同時還會返回含有該符號的 SO 的 soinfo( lsi )，如果查找成功則該導入符號的地址為:
sym_addr = s->st_value + lsi->load_bias;

3. 修正需要重定位的地址
根據重定位類型的不同，修正重定位地址，具體的重定位類型定義和計算方法可以參考 aaelf 文檔的 4.6.1.2 節。
對于導入符號，則使用根據第二步得到 sym_addr 去修正，對于 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. 解析重定位項和導入符號的信息//// 重定位類型unsigned type = ELFW(R_TYPE)(rel->r_info);// 導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_*_NONEcontinue;}if (sym != 0) {//// 2. 如果 sym 有效，則查找導入符號//// 從符號表中獲得符號信息，在根據符號信息從字符串表中獲取字符串名sym_name = reinterpret_cast<const char*>(si->strtab + si->symtab[sym].st_name);// 在依賴的 SO 中查找符號，返回值為 Elf32_Sym 類型s = soinfo_do_lookup(si, sym_name, &lsi, needed);if (s == NULL) {}// 查找失敗，不關心} else {// 查找成功，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. 根據重定位類型，修正需要重定位的地址//switch (type) {// 判斷重定位類型，將需要重定位的地址 reloc 修正為目標符號地址// 修正導入符號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;// 不支持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，可以通過鏈接選項-init或是給函數添加屬性__attribute__((constructor))來指定 SO 的初始化函數，這些初始化函數在 SO 裝載鏈接后便會被調用，再之后才會將 SO 的 soinfo 指針返回給 dl_open 的調用者。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數，比如反調試、脫殼等，逆向分析時經常需要動態調試分析這些初始化函數。

完成 SO 的裝載鏈接后，返回到 do_dlopen 函數, do_open 獲得 find_library 返回的剛剛加載的 SO 的 soinfo，在將 soinfo 返回給其他模塊使用之前，最后還需要調用 soinfo 的成員函數 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 函數會調用 SO 的首先調用所有依賴的 SO 的 soinfo 的 CallConstructors 函數，接著調用自己的 soinfo 成員變量 init 和看 init_array 指定的函數，這兩個變量在在解析 dynamic section 時賦值。

void soinfo::CallConstructors() {//如果已經調用過，則直接返回if (constructors_called) {return;}// 調用依賴 SO 的 Constructors 函數get_children().for_each([] (soinfo* si) {si->CallConstructors();});// 調用 init_funcCallFunction("DT_INIT", init_func);// 調用 init_array 中的函數CallArray("DT_INIT_ARRAY", init_array, init_array_count, false);}

有了以上分析基礎后，在需要動態跟蹤初始化函數時，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。通過加殼可以對代碼進行壓縮和加密，同時再輔以虛擬化、代碼混淆和反調試等手段，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鏈接庫 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，系統加載時首先加載 loader，loader 首先還原出經過加密、壓縮、變換的 SO，再將 SO 加載到內存，并完成鏈接過程，使 SO 可以正常被其他模塊使用。
加殼工具: 將被保護的 SO 加密、壓縮、變換，并將結果作為數據與 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 加載完 loader 后，loader 需要將被保護的 SO 加載起來，這就要求 loader 的代碼需要被執行，而且要在被保護 SO 被使用之前，前文介紹了 SO 的初始化函數便可以滿足這個要求，同時在 Android 系統下還可以使用 JNI_ONLOAD 函數，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 的加載鏈接

loader 開始執行后，首先需要在內存中還原出 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數據存儲，這與 SO 加殼的技術沒有必要的關系，在此不進行討論。
在內存中還原出 SO 后，loader 還需要執行裝載和鏈接，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

還原后的 SO 在內存中，所以裝載時的主要變化就是從文件裝載到從內存裝載。
Linker 在裝載 PT_LAOD segment時，使用 SO 文件的描述符 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、改用匿名映射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、將內存中的 segment 復制到映射的內存中memcpy(seg_addr+seg_page_offset, elf_data_buf + phdr->p_offset, phdr->p_filesz);

注意第2步復制 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，只需要將一些從文件讀取修改為從內存讀取，比如讀 elfheader和program header時。

3.2.2 分配 soinfo

soinfo 保存了 SO 裝載鏈接和運行時需要的所有信息，為了維護相關的信息，loader 可以照搬 Linker 的 soinfo 結構，用于存儲中間信息，裝載鏈接結束后，還需要將 soinfo 的信息修復到 Linker 維護的soinfo，3.3節進行詳細說明。

3.2.3 鏈接

鏈接過程完全是操作內存，不論是從文件裝載還是內存裝載，鏈接過程都是一樣，完全模仿 Linker 即可。
另外鏈接后記得順便調用 SO 初始化函數( init 和 init_array )。

3.3 soinfo 修復

SO 加殼的最關鍵技術點在于 soinfo 的修復，由于 Linker 加載的是 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 中的部分信息導出給 Linker 的soinfo。

修復過程如下：

獲取 Linker 維護的 soinfo，可以通過 dlopen 打開自己來獲得：self_soinfo = dlopen(self)。

將 loader soinfo 中的信息導出到 self_soinfo，最簡單粗暴的方式就是直接賦值，比如：self_soinfo.base = soinfo.base。需要導出的主要有以下幾項：

SO地址范圍：base、size、load_bias
符號信息:sym_tab、str_tab、
符號查找信息：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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總結

以上是生活随笔為你收集整理的【腾讯Bugly干货分享】Android Linker 与 SO 加壳技术的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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