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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(e.g. 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dun中信息的意义，e.g.: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:

- 符号信息

- 重定位信息

- 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);

｝

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:

· 重定位的类型 type

· 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

· 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（ e.g. 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;

// 遍历重定位表

for (size_t idx = 0; idx < count; ++idx, ++rel) {

// 1. 解析重定位项和导入符号的信息

// 重定位类型

unsigned type = ELFW(R_TYPE)(rel->r_info);

// 导入符号在符号表中的 index，可以为0,(修正 SO 内部的相对偏移)

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，则查找导入符号

// 从符号表中获得符号信息，在根据符号信息从字符串表中获取字符串名

sym_name = reinterpret_cast<const char*>(si->strtab + si->symtab[sym].st_name);

// 在依赖的 SO 中查找符号，返回值为 Elf32_Sym 类型

s = soinfo_do_lookup(si, sym_name, &lsi, needed);

if (s == NULL) {}

// 查找失败，不关心

} else {

// 查找成功，最终的符号地址 = s->st_value + lsi->load_bias

// s->st_value 是符号在依赖 SO 中的偏移，lsi->load_bias 为依赖 SO 的基址

sym_addr = static_cast<ElfW(Addr)>(s->st_value + lsi->load_bias);}

} else {

s = NULL;}

// 3. 根据重定位类型，修正需要重定位的地址

switch (type) {

// 判断重定位类型，将需要重定位的地址 reloc 修正为目标符号地址

// 修正导入符号

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 内部的偏移修正

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;

}

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 函数会调用 SO 的首先调用所有依赖的 SO 的 soinfo 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，这两个变量在在解析 dynamic section 时赋值。

void soinfo::CallConstructors() {

//如果已经调用过，则直接返回

if (constructors_called) {

return; }

// 调用依赖 SO 的 Constructors 函数

get_children().for_each([] (soinfo* si) {

si->CallConstructors(); };

// 调用 init_func

CallFunction("DT_INIT", init_func);

// 调用 init_array 中的函数

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。

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:

[attach]470299[/attach] 加壳工具、loader、被保护SO。

· 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。

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 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。

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：

// 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、将内存中的 segment 复制到映射的内存中

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。

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，3.3节进行详细说明。

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 )。

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：

00001. 获取 Linker 维护的 soinfo，可以通过 dlopen 打开自己来获得：self_soinfo = dlopen(self)。

00002. 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

· <<Linkers and loaders>>

· <<ELF for the ARM Architecture>>

Android 系统安全愈发重要，像传统pc安全的可执行文件加固一样，应用加固是Android系统安全中非常重要的一环。目前Android 应用加固可以分为dex加固和Native加固，Native 加固的保护对象为 Native 层的 SO 文件，使用加壳、反调试、混淆、VM 等手段增加SO文件的反编译难度。目前最主流的 SO 文件保护方案还是加壳技术， 在SO文件加壳和脱壳的攻防技术领域，最重要的基础的便是对于 Linker 即装载链接机制的理解。对于非安全方向开发者，深刻理解系统的装载与链接机制也是进阶的必要条件。

本文详细分析了 Linker 对 SO 文件的装载和链接过程，最后对 SO 加壳的关键技术进行了简要的介绍。

对于 Linker 的学习，还应该包括 Linker 自举、可执行文件的加载等技术，但是限于本人的技术水平，本文的讨论范围限定在 SO 文件的加载，也就是在调用dlopen("libxx.SO")之后，Linker 的处理过程。

本文基于 Android 5.0 AOSP 源码，仅针对 ARM 平台，为了增强可读性，文中列举的源码均经过删减，去除了其他 CPU 架构的相关源码以及错误处理。

另:阅读本文的读者需要对 ELF 文件结构有一定的了解。

2.1.1do_dlopen 调用 dl_open 后，中间经过 dlopen_ext, 到达第一个主要函数 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 SO

if (si != NULL) {

si->CallConstructors(); // 调用 SO 的 init 函数

}

protect_data(PROT_READ);

return si;

}

do_dlopen 调用了两个重要的函数，第一个是find_library, 第二个是 soinfo 的成员函数 CallConstructors，find_library 函数是 SO 装载链接的后续函数， 完成 SO 的装载链接后， 通过 CallConstructors 调用 SO 的初始化函数。

2.1.2find_library_internal find_library 直接调用了 find_library_internal，下面直接看 find_library_internal函数:

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); // 判断 SO 是否已经加载

if (si == NULL) {

TRACE("[ '%s' has not been found by name. Trying harder...]", name);

si = load_library(name, dlflags, extinfo); // 继续 SO 的加载流程

}

if (si != NULL && (si->flags & FLAG_LINKED) == 0) {

DL_ERR("recursive link to \"%s\"", si->name);

return NULL;

}

return si;

}

find_library_internal 首先通过 find_loaded_library_by_name 函数判断目标 SO 是否已经加载，如果已经加载则直接返回对应的soinfo指针，没有加载的话则调用 load_library 继续加载流程，下面看 load_library 函数。

static soinfo* load_library(const char* name, int dlflags, const Android_dlextinfo* extinfo) {

int fd = -1;

...

// Open the file.

fd = open_library(name); // 打开 SO 文件，获得文件描述符 fd

ElfReader elf_reader(name, fd); // 创建 ElfReader 对象

...

// Read the ELF header and load the segments.

if (!elf_reader.Load(extinfo)) { // 使用 ElfReader 的 Load 方法，完成 SO 装载

return NULL;

}

soinfo* si = soinfo_alloc(SEARCH_NAME(name), &file_stat); // 为 SO 分配新的 soinfo 结构

if (si == NULL) {

return NULL;

}

si->base = elf_reader.load_start(); // 根据装载结果，更新 soinfo 的成员变量

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)) { // 调用 soinfo_link_image 完成 SO 的链接过程

soinfo_free(si);

return NULL;

}

return si;

}

load_library 函数呈现了 SO 装载链接的整个流程，主要有3步:

1装载:创建ElfReader对象，通过 ElfReader 对象的 Load 方法将 SO 文件装载到内存

2分配soinfo:调用 soinfo_alloc 函数为 SO 分配新的 soinfo 结构，并按照装载结果更新相应的成员变量

3链接: 调用 soinfo_link_image 完成 SO 的链接

通过前面的分析，可以看到， load_library 函数中包含了 SO 装载链接的主要过程, 后文主要通过分析 ElfReader 类和 soinfo_link_image 函数, 来分别介绍 SO 的装载和链接过程。

在 load_library 中， 首先初始化 elf_reader 对象, 第一个参数为 SO 的名字， 第二个参数为文件描述符 fd: ElfReader elf_reader(name, fd) 之后调用 ElfReader 的 load 方法装载 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() && // 读取 elf header

VerifyElfHeader() && // 验证 elf header

ReadProgramHeader() && // 读取 program header

ReserveAddressSpace(extinfo) &&// 分配空间

LoadSegments() && // 按照 program header 指示装载 segments

FindPhdr(); // 找到装载后的 phdr 地址

}

ElfReader::Load 方法首先读取 SO 的elf header，再对elf header进行验证，之后读取program header，根据program header 计算 SO 需要的内存大小并分配相应的空间，紧接着将 SO 按照以 segment 为单位装载到内存，最后在装载到内存的 SO 中找到program header，方便之后的链接过程使用。 下面深入 ElfReader 的这几个成员函数进行详细介绍。

bool ElfReader::ReadElfHeader() {

ssize_t rc = read(fd_, &header_, sizeof(header_));

if (rc != sizeof(header_)) {

return false;

}

return true;

}

ReadElfHeader 使用 read 直接从 SO 文件中将 elfheader 读取 header 中，header_ 为 ElfReader 的成员变量，类型为 Elf32_Ehdr，通过 header 可以方便的访问 elf header中各个字段，elf header中包含有 program header table、section header table等重要信息。 对 elf header 的验证包括:

magic字节

32/64 bit 与当前平台是否一致

大小端

类型:可执行文件、SO …

版本:一般为 1，表示当前版本

平台:ARM、x86、amd64 …

有任何错误都会导致加载失败。

bool ElfReader::ReadProgramHeader() {

phdr_num_ = header_.e_phnum; // program header 数量

// mmap 要求页对齐

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 将 program header 映射到内存

void* mmap_result = mmap(NULL, phdr_size_, PROT_READ, MAP_PRIVATE, fd_, page_min);

phdr_mmap_ = mmap_result;

// ElfReader 的成员变量 phdr_table_ 指向program header table

phdr_table_ = reinterpret_cast<ElfW(Phdr)*>(reinterpret_cast<char*>(mmap_result) + page_offset);

return true;

}

将 program header 在内存中单独映射一份，用于解析program header 时临时使用，在 SO 装载到内存后，便会释放这块内存，转而使用装载后的 SO 中的program header。

bool ElfReader::ReserveAddressSpace(const Android_dlextinfo* extinfo) {

ElfW(Addr) min_vaddr;

// 计算 加载SO 需要的空间大小

load_size_ = phdr_table_get_load_size(phdr_table_, phdr_num_, &min_vaddr);

// min_vaddr 一般情况为零，如果不是则表明 SO 指定了加载基址

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;

}

首先调用 phdr_table_get_load_size 函数获取 SO 在内存中需要的空间load_size，然后使用 mmap 匿名映射，预留出相应的空间。

关于loadbias: SO 可以指定加载基址，但是 SO 指定的加载基址可能不是页对齐的，这种情况会导致实际映射地址和指定的加载地址有一个偏差，这个偏差便是 load_bias_，之后在针对虚拟地址进行计算时需要使用 load_bias_ 修正。普通的 SO 都不会指定加载基址，这时min_vaddr = 0，则 load_bias_ = load_start_，即load_bias_ 等于加载基址，下文会将load_bias_ 直接称为基址。

下面深入phdr_table_get_load_size分析一下 load_size 的计算:使用成员变量 phdr_table 遍历所有的program header， 找到所有类型为 PT_LOAD 的 segment 的 p_vaddr 的最小值，p_vaddr + p_memsz 的最大值，分别作为 min_vaddr 和 max_vaddr，在将两个值分别对齐到页首和页尾，最终使用对齐后的 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) {

const ElfW(Phdr)* phdr = &phdr_table;

if (phdr->p_type != PT_LOAD) {

continue;

}

found_pt_load = true;

if (phdr->p_vaddr < min_vaddr) {

min_vaddr = phdr->p_vaddr; // 记录最小的虚拟地址

}

if (phdr->p_vaddr + phdr->p_memsz > max_vaddr) {

max_vaddr = phdr->p_vaddr + phdr->p_memsz; // 记录最大的虚拟地址

}

}

if (!found_pt_load) {

min_vaddr = 0;

}

min_vaddr = PAGE_START(min_vaddr); // 页对齐

max_vaddr = PAGE_END(max_vaddr); // 页对齐

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

}

遍历 program header table，找到类型为 PT_LOAD 的 segment:

计算 segment 在内存空间中的起始地址 segstart 和结束地址 seg_end，seg_start 等于虚拟偏移加上基址load_bias，同时由于 mmap 的要求，都要对齐到页边界得到 seg_page_start 和 seg_page_end。

计算 segment 在文件中的页对齐后的起始地址 file_page_start 和长度 file_length。

使用 mmap 将 segment 映射到内存，指定映射地址为 seg_page_start，长度为 file_length，文件偏移为 file_page_start。

bool ElfReader::LoadSegments() {

for (size_t i = 0; i < phdr_num_; ++i) {

const ElfW(Phdr)* phdr = &phdr_table_;

if (phdr->p_type != PT_LOAD) {

continue;

}

// Segment 在内存中的地址.

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) {

// 将文件中的 segment 映射到内存

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 可写, 并且没有在页边界结束，那么就将 segemnt end 到页边界的内存清零。

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);

// 将 (内存长度 - 文件长度) 对应的内存进行匿名映射

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;

}

load_library 在调用 load_segments 完成装载后，接着调用 soinfo_alloc 函数为目标SO分配soinfo，soinfo_alloc 函数实现如下:

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

soinfo* si = g_soinfo_allocator.alloc(); //分配空间，可以简单理解为 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 的链表中

sonext = si;

return si;

}

Linker 为 每个 SO 维护了一个soinfo结构，调用 dlopen时，返回的句柄其实就是一个指向该 SO 的 soinfo 指针。soinfo 保存了 SO 加载链接以及运行期间所需的各类信息，简单列举一下:

装载链接期间主要使用的成员:

l 装载信息

const ElfW(Phdr)* phdr;

size_t phnum;

ElfW(Addr) base;

size_t size;

l 符号信息

const char* strtab;

ElfW(Sym)* symtab;

l 重定位信息

ElfW(Rel)* plt_rel;

size_t plt_rel_count;

ElfW(Rel)* rel;

size_t rel_count;

l init 函数和 finit 函数

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;

运行期间主要使用的成员:

l 导出符号查找（dlsym）:

const char* strtab;

ElfW(Sym)* symtab;

size_t nbucket;

size_t nchain;

unsigned* bucket;

unsigned* chain;

ElfW(Addr) load_bias;

l 异常处理:

unsigned* ARM_exidx;

size_t ARM_exidx_count;

load_library 在为 SO 分配 soinfo 后，会将装载结果更新到 soinfo 中，后面的链接过程就可以直接使用soinfo的相关字段去访问 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();

...

（腾讯御安全团队）

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