Android Linker（二）

so链接

链接过程由soinfo_link_image函数完成，主要可以分为四个主要步骤:
1.定位dynamic section 由函数phdr_table_get_dynamic_section完成，该函数会遍历program header，找到为类型为PT_DYNAMIC的header, 从中获取的是dynamic section的信息，主要就是虚拟地址和项数。

2.解析dynamic section dynamic section本质上是类型为Elf32_Dyn的数组，Elf32_Dyn结构如下：

typedef struct {
    Elf32_Sword d_tag;      /* 类型(例如，DT_SYMTAB)，决定d_un表示的意义*/
    union {
        Elf32_Word  d_val;  /* 根据d_tag的不同，有不同的意义 */
        Elf32_Addr  d_ptr;  /* 虚拟地址 */
    } d_un;
} Elf32_Dyn;

Elf32_Dyn结构的d_tag属性表示该项的类型，类型决定了d_un中信息的意义，例如，当d_tag = DT_SYMTAB表示该项存储的是符号表的信息，d_un.d_ptr表示符号表的虚拟地址的偏移，当d_tag = DT_RELSZ时，d_un.d_val表示重定位表rel的项数。
解析的过程就是遍历数组中的每一项，根据d_tag的不同，获取到不同的信息。
dynamic section中包含的信息主要包括以下3类:
（1）符号信息
（2）重定位信息
（3）init&finit funcs
3.加载needed so 调用find_library获取所有依赖的so的soinfo指针，如果so还没有加载，则会将so加载到内存，分配一个soinfo*[]指针数组，用于存放soinfo指针。
4.重定位 重定位so链接中最复杂同时也是最关键的一步。重定位做的工作主要是修复导入符号的引用，下面一节将对重定位过程进行详细分析。
soinfo_link_image的示意代码:

static bool soinfo_link_image(soinfo* si, const Android_dlextinfo* extinfo) {
    ...
    // 1.获取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) {
        // 以下为符号信息
        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;
        // 以下为重定位信息
        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;
        // 以下为 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依赖
        case DT_NEEDED:
            ...
    }
    // 3.加载依赖的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);
    ...
    // 设置已链接标志
    si->flags |= FLAG_LINKED;
    DEBUG("[ finished linking %s ]", si->name);
｝

重定位relocate

Android ARM下需要处理两个重定位表，plt_rel和rel，plt指的是延迟绑定，但是Android目前并不对延迟绑定做特殊处理，直接与普通的重定位同时处理。两个重定位的表都由soinfo_relocate函数处理。
soinfo_relocate函数需要遍历重定位表，处理每个重定位项，每个重定位项的处理过程可已分为4步:
1.解析重定位项和导入符号的信息
重定位项的结构如下：

typedef struct {
     Elf32_Addr  r_offset;   /* 需要重定位的位置的偏移 */
     Elf32_Word  r_info;     /* 高24位为符号在符号表中的index，低8位为重定位类型 */
} Elf32_Rel;

首先从重定位项获取的信息如下:
（1）重定位的类型type
（2）符号在符号表中的索引号sym，sym为0表示为本so内部的重定位，如果不为0，意味着该符号为导入符号
（3）重定位的目标地址reloc，使用r_offset + si_load_bias，相当于：偏移地址+基地址
符号表表项的结构为elf32_sym：

typedef struct elf32_sym {
    Elf32_Word  st_name;    /* 名称 – index into string table */
    Elf32_Addr  st_value;   /* 偏移地址 */
    Elf32_Word  st_size;    /* 符号长度（ 例如，函数的长度） */
    unsigned char   st_info;    /* 类型和绑定类型 */
    unsigned char   st_other;   /* 未定义 */
    Elf32_Half  st_shndx;   /* section header的索引号，表示位于哪个section中 */
} Elf32_Sym;

2.如果sym不为0，则查找导入符号的信息
如果sym不为0，则继续使用sym在符号表中获取符号信息，从符号信息中进一步获取符号的名称。随后调用soinfo_do_lookup函数在所有依赖的so中根据符号名称查找符号信息，返回值类型为elf32_sym，同时还会返回含有该符号的so的soinfo( lsi )，如果查找成功则该导入符号的地址为:

sym_addr = s->st_value + lsi->load_bias;

3.修正需要重定位的地址
根据重定位类型的不同，修正重定位地址，具体的重定位类型定义和计算方法可以参考aaelf文档的 4.6.1.2 节。
对于导入符号，则使用根据第二步得到sym_addr去修正，对于so内部的相对偏移修正，则直接将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;
    for (size_t idx = 0; idx < count; ++idx, ++rel) {
        unsigned type = ELFW(R_TYPE)(rel->r_info);
        unsigned sym = ELFW(R_SYM)(rel->r_info);
        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) {
            sym_name = reinterpret_cast<const char*>(si->strtab + si->symtab[sym].st_name);
            s = soinfo_do_lookup(si, sym_name, &lsi, needed);
            if (s == NULL) {}
            } else {
           sym_addr = static_cast<ElfW(Addr)>(s->st_value + lsi->load_bias);}
        } else {
            s = NULL;}
        switch (type) {
        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;
        case R_ARM_COPY:
            DL_ERR("%s R_ARM_COPY relocations are not supported", si->name);
            return -1;
        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;
}

CallConstructors

在编译so时，可以通过链接选项-init或是给函数添加属性__attribute__((constructor))来指定so的初始化函数，这些初始化函数在so装载链接后便会被调用，再之后才会将so的soinfo指针返回给dl_open的调用者。so层面的保护手段，有两个介入点, 一个是jni_onload，另一个就是初始化函数，比如反调试、脱壳等，逆向分析时经常需要动态调试分析这些初始化函数。完成so的装载链接后，返回到do_dlopen函数，do_open获得find_library返回的刚刚加载的so的soinfo，在将soinfo返回给其他模块使用之前，最后还需要调用soinfo的成员函数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函数会首先调用当前so文件调用的所有其他so文件的CallConstructors函数，接着调用自己的soinfo成员变量init和看init_array指定的函数，这两个变量在解析dynamic section时赋值。

void soinfo::CallConstructors() {
  if (constructors_called) {
    return;
  } 
  get_children().for_each([] (soinfo* si) {
    si->CallConstructors(); 
  };
  CallFunction("DT_INIT", init_func);
  CallArray("DT_INIT_ARRAY", init_array, init_array_count, false);
}

有了以上分析基础后，在需要动态跟踪初始化函数时，我们就知道可以将断点设在do_dlopen或是CallConstructors。

加壳技术

在病毒和版权保护领域，“壳”一直扮演着极为重要的角色。通过加壳可以对代码进行压缩和加密，同时再辅以虚拟化、代码混淆和反调试等手段，达到防止静态和动态分析。
在Android环境中，Native层的加壳主要是针对动态链接库so，so加壳的示意图如下:

• so：即被保护的目标so。
• loader：自身也是一个so，系统加载时首先加载loader，loader首先还原出经过加密、压缩、变换的so，再将so加载到内存，并完成链接过程，使so可以正常被其他模块使用。
• 加壳工具：将被保护的so加密、压缩、变换，并将结果作为数据与loader整合为packed so。

下面对so加壳的关键技术进行简单介绍。

loader执行时机

Linker加载完loader后，loader需要将被保护的so加载起来，这就要求loader的代码需要被执行，而且要在被保护so被使用之前，前文介绍了so的初始化函数便可以满足这个要求，同时在Android系统下还可以使用JNI_ONLOAD函数，因此loader的执行时机有两个选择:

• so的init或initarray
• jni_onload

loader完成so的加载链接

loader开始执行后，首先需要在内存中还原出so，so可以是经过加密、压缩、变换等手段，也可已单纯的以完全明文的数据存储，这与so加壳的技术没有必要的关系，在此不进行讨论。
在内存中还原出so后，loader还需要执行装载和链接，这两个过程可以完全模仿Linker来实现，下面主要介绍一下相对Linker，loader执行这两个过程有哪些变化。

装载

还原后的so在内存中，所以装载时的主要变化就是从文件装载到从内存装载。
Linker在装载PT_LAOD segment时，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装载，PT_LAOD segment时，需要分为两步：

void* seg_addr = mmap(reinterpret_cast<void*>(seg_page_start),
                      file_length,
                      PFLAGS_TO_PROT(phdr->p_flags),
                      MAP_FIXED|MAP_PRIVATE,
                      -1,0);
memcpy(seg_addr+seg_page_offset, elf_data_buf + phdr->p_offset, phdr->p_filesz);

注意第2步复制segment时，目标地址需要加上seg_page_offset，seg_page_offset是segment相对与页面起始地址的偏移。
其他的步骤基本按照Linker的实现即可，只需要将一些从文件读取修改为从内存读取，比如读elfheader和program header时。

分配soinfo

soinfo保存了so装载链接和运行时需要的所有信息，为了维护相关的信息，loader可以照搬Linker的soinfo结构，用于存储中间信息，装载链接结束后，还需要将soinfo的信息修复到Linker维护的soinfo，下面进行详细说明。

链接

链接过程完全是操作内存，不论是从文件装载还是内存装载，链接过程都是一样，完全模仿Linker即可。
另外链接后记得顺便调用so初始化函数(init和init_array)。

soinfo修复

so加壳的最关键技术点在于soinfo的修复，由于Linker加载的是loader，而实际对外使用的是被保护的so，所以Linker维护的soinfo可以说是错误，loader需要将自己维护的soinfo中的部分信息导出给Linker的soinfo。
修复过程如下：
获取Linker维护的soinfo，可以通过dlopen打开自己来获得：self_soinfo = dlopen(self)。
将loader soinfo中的信息导出到self_soinfo，最简单粗暴的方式就是直接赋值，比如：self_soinfo.base = soinfo.base。需要导出的主要有以下几项：

• so地址范围：base、size、load_bias
• 符号信息：sym_tab、str_tab、
• 符号查找信息：nbucket、nchain、bucket、chain
• 异常处理：ARM_exidx、ARM_exidx_count

reference
http://yaq.qq.com/blog/15