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2.4 鏈接
鏈接過程由 soinfo_link_image 函數完成，主要可以分爲四個主要步驟:
1. 定位 dynamic section，
由函數 phdr_table_get_dynamic_section 完成，該函數會遍歷 program header，找到爲類型爲 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本質上是類型爲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，用於存放 soinfo 指針。
4. 重定位
重定位SO 鏈接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 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) {
// 以下爲符號信息
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;
// 以下爲重定位信息
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;
// 以下爲 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. 加載依賴的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);
...
// 設置已鏈接標誌
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 指的是延遲綁定，但是 Android 目前並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已分爲 4 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位爲符號在符號表中的index，低8位爲重定位類型 */
} 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 爲0表示爲本SO內部的重定位，如果不爲0，意味着該符號爲導入符號
· 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
符號表表項的結構爲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，表示位於哪個 section 中 */
} Elf32_Sym;
2. 如果 sym 不爲0，則查找導入符號的信息
如果 sym 不爲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。隨後調用 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，返回值類型爲 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爲:
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。
對於導入符號，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，可以爲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，返回值爲 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 爲依賴 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 修正爲目標符號地址
// 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 裝載鏈接後便會被調用，再之後纔會將 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_ 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 的裝載鏈接後，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，最後還需要調用 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，接着調用自己的 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_func
CallFunction("DT_INIT", init_func);
// 調用 init_array 中的函數
CallArray("DT_INIT_ARRAY", init_array, init_array_count, false);
}
有了以上分析基礎後，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”一直扮演着極爲重要的角色。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，並完成鏈接過程，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，並將結果作爲數據與 loader 整合爲 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 後，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 開始執行後，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係，在此不進行討論。
在內存中還原出 SO 後，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
還原後的 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，需要分爲兩步：
// 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 複製到映射的內存中
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，只需要將一些從文件讀取修改爲從內存讀取，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，爲了維護相關的信息，loader 可以照搬 Linker 的 soinfo 結構，用於存儲中間信息，裝載鏈接結束後，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。
另外鏈接後記得順便調用 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於 soinfo 的修復，由於 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：
00001. 獲取 Linker 維護的 soinfo，可以通過 dlopen 打開自己來獲得：self_soinfo = dlopen(self)。
00002. 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地址範圍：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>>
（騰訊御安全團隊）