0x00 知識預備

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Linker是Android系統動態庫so的載入器/連結器，要想輕鬆地理解Android linker的執行機制，我們需要先熟悉ELF的檔案結構，再瞭解ELF檔案的裝入/啟動，最後學習Linker的載入和啟動原理。

鑑於ELF檔案結構網上有很多資料，這裡就不做累述了。

0x01 so的載入和啟動

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我們知道如果一個APP需要使用某一共享庫so的話，它會在JAVA層宣告程式碼：

#!java
Static{
System.loadLibrary(“name”);
}

此程式碼完成library的載入工作。翻看system.loadLibrary的原始碼，可以發現：

System.loadLibrary也是一個native方法，它的呼叫的過程是：

#!cpp
Dalvik/vm/native/java_lang_Runtime.cpp: 
Dalvik_java_lang_Runtime_nativeLoad ->Dalvik/vm/Native.cpp:dvmLoadNativeCode
dvmLoadNativeCode

開啟函式dvmLoadNativeCode,可以找到以下程式碼：

#!bash
……..
handle = dlopen(pathName, RTLD_LAZY); //獲得指定庫檔案的控制程式碼,這個handle是soinfo*
//這個庫檔案就是System.loadLibrary(pathName)傳遞的引數
…..
vonLoad = dlsym(handle, "JNI_OnLoad"); //獲取該檔案的JNI_OnLoad函式的地址
   if (vonLoad == NULL) { //如果找不到JNI_OnLoad，就說明這是用javah風格的程式碼了，那麼就推遲解析
 LOGD("No JNI_OnLoad found in %s %p, skipping init",pathName, classLoader); //這句話我們在logcat中經常看見！
}else{
….
}

從上面的程式碼可以看出Android系統載入共享庫的關鍵程式碼為dlopen函式。這個dlopen函式的程式碼在bionic/linker/dlfcn.c中：

#!cpp
void* dlopen(const char* filename, int flags) {
  ScopedPthreadMutexLocker locker(&gDlMutex); 
  soinfo* result = do_dlopen(filename, flags);
  if (result == NULL) {
    __bionic_format_dlerror("dlopen failed", linker_get_error_buffer());
    return NULL;
  }
  return result;
}

此函式主要透過呼叫do_dlopen函式來返回一個動態連結庫的控制程式碼，該控制程式碼為一個soinfo結構體。Soinfo結構體的具體定義在bionic/linker/linker.h中。

繼續檢視do_dlopen函式，程式碼在linker.cpp中：

#!cpp
soinfo* do_dlopen(const char* name, int flags) {
  if ((flags & ~(RTLD_NOW|RTLD_LAZY|RTLD_LOCAL|RTLD_GLOBAL)) != 0) {
    DL_ERR("invalid flags to dlopen: %x", flags);
    return NULL;
  }
  set_soinfo_pool_protection(PROT_READ | PROT_WRITE);
  soinfo* si = find_library(name); //查詢動態連結庫
  if (si != NULL) {
    si->CallConstructors();
  }
  set_soinfo_pool_protection(PROT_READ);
  return si;
}

顯然，重點在find_library函式。此函式程式碼如下：

#!cpp
static soinfo* find_library(const char* name) {
  soinfo* si = find_library_internal(name); 
  if (si != NULL) {
    si->ref_count++;
  }
  return si;
}

繼續往下深入：

#!cpp
static soinfo* find_library_internal(const char* name) {
  ……..
  soinfo* si = find_loaded_library(name);  //首先檢視這個so是否已經載入，如果已經載入，就返回該so的soinfo
  if (si != NULL) {
    if (si->flags & FLAG_LINKED) {
      return si;
    }
    DL_ERR("OOPS: recursive link to \"%s\"", si->name);
    return NULL;
  }

  TRACE("[ '%s' has not been loaded yet.  Locating...]", name);
  si = load_library(name);  //說明該so沒有被載入，就呼叫此函式進行載入
  if (si == NULL) {
    return NULL;
  }

  // At this point we know that whatever is loaded @ base is a valid ELF
  // shared library whose segments are properly mapped in.
  TRACE("[ find_library_internal base=%p size=%zu name='%s' ]",
        reinterpret_cast<void*>(si->base), si->size, si->name);

  if (!soinfo_link_image(si)) {  //載入完so後，根據si的反饋進行連結。會在第3節進行詳細分析
    munmap(reinterpret_cast<void*>(si->base), si->size);
    soinfo_free(si);
    return NULL;
  }

  return si;
}

先不去關心那些錯誤處理資訊，我們假設各個函式的返回值均在預期範圍內，這個函式的執行流程為：

1. 使用find_loaded_library函式在已經載入的動態連結庫連結串列裡面查詢該動態庫。如果找到了，就返回該動態庫的soinfo，否則執行第②步；
2. 此時，說明指定的動態連結庫還沒有被載入，就使用load_library函式來載入該動態庫。

load_library函式是整個so載入過程的重中之重！它建立了動態連結庫的控制程式碼，程式碼如下：

#!cpp
static soinfo* load_library(const char* name) {
    // Open the file.
    int fd = open_library(name);
    if (fd == -1) {
        DL_ERR("library \"%s\" not found", name);
        return NULL;
    }

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

    const char* bname = strrchr(name, '/');
    soinfo* si = soinfo_alloc(bname ? bname + 1 : name);
    if (si == NULL) {
        return NULL;
    }
    si->base = elf_reader.load_start();
    si->size = elf_reader.load_size();
    si->load_bias = elf_reader.load_bias();
    si->flags = 0;
    si->entry = 0; //入口函式設為null
    si->dynamic = NULL;
    si->phnum = elf_reader.phdr_count();
    si->phdr = elf_reader.loaded_phdr();
    return si;
}

load_library函式的執行過程可以概括如下：

1. 使用open_library函式開啟指定so檔案；
2. 建立ElfReader類物件，並透過該物件的load方法，讀取Elf檔案頭，然後透過分析Elf檔案來載入各個segments；
3. 使用soinfo_alloc函式分配一個soinfo結構體，併為這個結構體中的各個成員賦值。

下面對步驟二加以詳細介紹。

1.1 SO檔案的讀取與載入工作

Linker使用ElfRead類的load函式完成so檔案的分析工作。該類的原始碼在linker_phdr.cpp中。Load函式程式碼如下：

#!cpp
bool ElfReader::Load() {
  return ReadElfHeader() &&
         VerifyElfHeader() &&
         ReadProgramHeader() &&
         ReserveAddressSpace() &&
         LoadSegments() &&
         FindPhdr();
}

顯然此函式依次呼叫ReadElfHeader、ReadProgramHeader等函式。

首先，我們需要知道Android系統載入segments的機制：

一個ELF檔案的程式頭表包含一個或多個PT_LOAD segments，這些segments標誌ELF檔案中需要被對映到程式空間的區域。每一個可以載入的segment都含有如下重要屬性：

• p_offset: 段在檔案的偏移地址
• p_filesz：段的大小
• p_memsz：段在記憶體中佔據的大小(通常大於p_filesz)。
• p_vaddr： 段的虛擬地址
• p_flags：段的標記(可讀，可寫，可執行)

當前，我們忽略p_paddr和p_align成員。

可以載入的segments能在虛擬地址範圍[p_vaddr…p_vaddr+p_memsz)以列表的形式展現。其中有如下幾個規則：

1. 各個segments的虛擬地址範圍不可重疊；
2. 如果一個segment的p_filesz小於p_memsz，那麼兩者之間的額外資料將被初始化為0；
3. segment的虛擬地址範圍的起、始地址不是必須在某一頁的邊界。兩個不同的segments的起、始地址可以在同一頁，在這種情況，該頁繼承後一segment的對映標記(mapping flags)
4. 每一個segment實際載入的地址並非p_vaddr。而是由載入器決定將第一個segment載入到記憶體中的哪個位置，然後剩下的segments就以第一個segment為參照物，進行載入。比如：

下面是兩個loadable segments的資訊：

#!bash
[ offset:0,      filesz:0x4000, memsz:0x4000, vaddr:0x30000 ],
[ offset:0x4000, filesz:0x2000, memsz:0x8000, vaddr:0x40000 ],

相當於這兩個segments的虛擬地址範圍分別為:

#!bash
0x30000...0x34000
0x40000...0x48000

如果載入器決定將第一個segment載入到0xa0000000的話(透過後面的分析會知道，這個載入地址是在載入程式頭部表的時候由系統確定的)，那麼它們的實際虛擬地址範圍就是：

#!bash
0xa0030000...0xa0034000
0xa0040000...0xa0048000

換句話說，所有的segments的實際載入開始地址與其vaddr的偏差值是固定的(0xa0030000 – 0x30000 = 0xa0040000 – 0x40000)。

但是，在實際情況下，segments的地址並不是在每一頁的邊界出開始的。考慮到我們只能在頁面邊界進行記憶體對映，因此，這就意味著載入地址的偏差bias應當按照如下方法進行計算：

#!bash
load_bias = phdr0_load_address - PAGE_START(phdr0->p_vaddr)
(#define PAGE_START(x)  ((x) & PAGE_MASK)  
PAGE_MASK的值一般為0xfffff000。）

所以第一個segment的load_bias = 0xa0030000 – 0x30000&0xfffff000 = 0xa00000000。

這裡phdr0_load_address必須以某一頁的邊界為起始地址，所以該segments的真正內容的開始地址為：

#!bash
phdr0_load_address + PAGE_OFFSET(phdr0->p_vaddr)
(#define  PAGE_OFFSET(x)  ((x) & ~PAGE_MASK)   就是x & 0xfff)

注意：ELF要求如下條件，以滿足mmap正常工作：

#!bash
PAGE_OFFSET(phdr0->p_vaddr) == PAGE_OFFSET(phdr0->p_offset)

每一個loadable segments的p_vaddr都必須加上load_bias，其和就是該segments在記憶體中的實際開始地址。

1.1.1 ReadProgramHeader

理清了Android載入segments的機制，我們就來看linker中的實際程式碼，先看ReadProgramHeader:

#!cpp
bool ElfReader::ReadProgramHeader() {
phdr_num_ = header_.e_phnum;
  ……..
  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;

  void* mmap_result = mmap(NULL, phdr_size_, PROT_READ, MAP_PRIVATE, fd_, page_min);
  ……..
  phdr_mmap_ = mmap_result;
  phdr_table_ = reinterpret_cast<ElfW(Phdr)*>(reinterpret_cast<char*>(mmap_result) + page_offset);
  return true;
}

1. 首先讀取elf檔案的程式頭部表項數目phdr_num;
2. 然後分別獲取程式頭部表在頁邊界對齊後的起始地址page_min、結束地址page_max和偏移地址page_offset。並根據page_max與page_start計算出程式頭部表佔據的頁面大小phdr_size；
3. 再以只讀模式建立一個私有對映，該對映將elf檔案中偏移值為page_min，大小為phdr_size的區域對映到記憶體中。將對映後的記憶體地址賦給phdr_mmap_，簡單一句話：將程式頭部表對映到記憶體中，並將記憶體地址賦值；
4. reinterpret_cast<new_type>(expression)，這是c++中的強制型別轉換符，類似於(new_type*)(expression)。這裡我們對上面紅色部分程式碼加以解釋：

(注:紅色程式碼為倒數第三句)

首先reinterpret_cast<char*>(mmap_result)：經void*型指標mmap_result強制轉換成char*型；

然後reinterpret_cast<char*>(mmap_result) + page_offset：char*型指標+page_offset，表示指向程式頭部表真正開始的地方；

最後再將其轉換成ElfW(Phdr)*型指標，顯然phdr_table_指向程式頭部表開始地址。

1.1.2 ReserveAddressSpace

再來看ReserveAddressSpace：

#!cpp
/*預備一塊足夠大的虛擬地址範圍，用來載入所有可載入的segments.我們可以透過mmap建立一個帶有PROT_NONE屬性的私有匿名記憶體對映。PROT_NONE表示頁不可訪問，匿名對映表示對映區不與任何檔案關聯(要求fd為-1)，私有對映表示對該對映區域的寫入操作會產生一個對映檔案的複製，對此區域做的任何修改夠不會寫會原來的檔案*/
bool ElfReader::ReserveAddressSpace() {
  ElfW(Addr) min_vaddr;
  load_size_ = phdr_table_get_load_size(phdr_table_, phdr_num_, &min_vaddr);
  ……..
  uint8_t* addr = reinterpret_cast<uint8_t*>(min_vaddr);
  int mmap_flags = MAP_PRIVATE | MAP_ANONYMOUS;
  void* start = mmap(addr, load_size_, PROT_NONE, mmap_flags, -1, 0);
  ……..
  load_start_ = start;
  load_bias_ = reinterpret_cast<uint8_t*>(start) - addr;
  return true;
}

這裡有一個關鍵函式phdr_table_get_load_siz：

#!cpp
/*返回ELF檔案程式頭部表中所指定的所有可載入segments(這些segments可能是非連續的)的區間大小，如果沒有可載入的segments，就返回0
如果out_min_vaddr 或 out_max_vadd是非空的，它們就會被設定成將被儲存的頁的最小/大地址(如果沒有可載入segments的話，就設為0) */
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[i];
    if (phdr->p_type != PT_LOAD) {
      continue;
    }
    found_pt_load = true;
    if (phdr->p_vaddr < min_vaddr) {
      min_vaddr = phdr->p_vaddr;
    }
    if (phdr->p_vaddr + phdr->p_memsz > max_vaddr) {
      max_vaddr = phdr->p_vaddr + phdr->p_memsz;
    }
  }
  if (!found_pt_load) {
    min_vaddr = 0;
  }

  min_vaddr = PAGE_START(min_vaddr);
  max_vaddr = PAGE_END(max_vaddr);

  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;
}

通俗點講，此函式就是返回ELF檔案中包含的可載入segments總共需要佔用的空間大小，並設定其最小虛擬地址的值(是頁對齊的)。值得注意的是，原函式有4個引數，但是在ReserveAddressSpace中呼叫該函式時卻只傳遞了3個引數，忽略了out_max_vaddr。在我個人看來是因為已知了out_min_vaddr及兩者的差值load_size，所以可以透過out_min_vaddr + load_size來求得out_max_vaddr。

現在回到ReserveAddressSpace函式。求得load_size之後，就需要為這些segments分配足夠的記憶體空間。這裡需要注意的是mmap的第一個引數並非為Null，而是addr。這就表示將對映區間的開始地址放在程式的addr地址處(一般不會成功，而是由系統自動分配，所以可以看作是Null)，mmap返回實際對映後的記憶體開始地址start。顯然load_bias_ = start – addr就是實際對映記憶體地址同linker期望的對映地址的誤差值。後面的操作中，linker就可以透過p_vaddr + load_bias_來獲取某一segments在記憶體中的開始地址了。

1.1.3 LoadSegments

現在就開始載入ELF檔案中的可載入segments了：

#!cpp
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 addresses in memory.
    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;
    // File offsets.
    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) {
      void* seg_addr = mmap(reinterpret_cast<void*>(seg_page_start),
                            file_length, //是以檔案大小為參照，而非記憶體大小
                            PFLAGS_TO_PROT(phdr->p_flags),
                            MAP_FIXED|MAP_PRIVATE,
                            fd_,
                            file_page_start);
      if (seg_addr == MAP_FAILED) {
        DL_ERR("couldn't map \"%s\" segment %zd: %s", name_, i, strerror(errno));
        return false;
      }
    }

    /*如果segments可寫，並且該segments的實際結束地址不在某一頁的邊界的話，就將該segments實際結束地址到此頁的邊界之間的記憶體全置為0*/
    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);

    // seg_file_end is now the first page address after the file
    // content. If seg_end is larger, we need to zero anything
    // between them. This is done by using a private anonymous
    // map for all extra pages.
    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);
      if (zeromap == MAP_FAILED) {
        DL_ERR("couldn't zero fill \"%s\" gap: %s", name_, strerror(errno));
        return false;
      }
    }
  }
  return true;
}

此部分功能很簡單：就是將ELF中的可載入segments依次對映到記憶體中，並進行一些輔助掃尾工作。

1.1.4 FindPhdr

返回程式頭部表在記憶體中地址。這與phdr_table_是不同的，後者是一個臨時的、在so被重定位之前會為釋放的變數：

#!cpp
bool ElfReader::FindPhdr() {
  const ElfW(Phdr)* phdr_limit = phdr_table_ + phdr_num_;

  //如果段型別是 PT_PHDR, 那麼我們就直接使用該段的地址.
  for (const ElfW(Phdr)* phdr = phdr_table_; phdr < phdr_limit; ++phdr) {
    if (phdr->p_type == PT_PHDR) {
      return CheckPhdr(load_bias_ + phdr->p_vaddr);
    }
  }

  //否則，我們就檢查第一個可載入段。如果該段的檔案偏移值為0，那麼就表示它是以ELF頭開始的，我們就可以透過它來找到程式頭表載入到記憶體的地址(雖然過程有點繁瑣)。
  for (const ElfW(Phdr)* phdr = phdr_table_; phdr < phdr_limit; ++phdr) {
    if (phdr->p_type == PT_LOAD) {
      if (phdr->p_offset == 0) {
        ElfW(Addr)  elf_addr = load_bias_ + phdr->p_vaddr;
        const ElfW(Ehdr)* ehdr = reinterpret_cast<const ElfW(Ehdr)*>(elf_addr);
        ElfW(Addr)  offset = ehdr->e_phoff;
        return CheckPhdr((ElfW(Addr))ehdr + offset);
      }
      break;
    }
  }

  DL_ERR("can't find loaded phdr for \"%s\"", name_);
  return false;
}

要理解這段程式碼，我們需要知道段型別PT_PHDR所表示的意義：指定程式頭表在檔案及程式記憶體映像中的位置和大小。此段型別不能在一個檔案中多次出現。此外，僅當程式頭表是程式記憶體映像的一部分時，才可以出現此段。此型別（如果存在）必須位於任何可裝入段的各項的前面。有關詳細資訊，請參見程式的解釋程式。

至此so檔案的讀取、載入工作就分析完畢了。我們可以發現，Android對so的載入操作只是以段為單位，跟section完全沒有關係。另外，透過檢視VerifyElfHeader的程式碼，我們還可以發現，Android系統僅僅對ELF檔案頭的e_ident、e_type、e_version、e_machine進行驗證(當然，e_phnum也是不能錯的)，所以，這就解釋了為什麼有些加殼so檔案頭的section相關欄位可以任意修改，系統也不會報錯了。

1.2 so的連結機制

在1.1我們詳細分析了Android so的載入機制，現在就開始分析so的連結機制。在分析linker的關於連結的原始碼之前，我們需要學習ELF檔案關於動態連結方面的知識。

1.2.1 動態節區

如果一個目標檔案參與動態連結，它的程式頭部表將包含型別為 PT_DYNAMIC 的元素。此“段”包含.dynamic節區(這個節區是一個陣列)。該節區採用一個特殊符號_DYNAMIC來標記，其中包含如下結構的陣列：

#!cpp
typedef struct { 
Elf32_Sword d_tag; 
union { 
Elf32_Word d_val; 
Elf32_Addr d_ptr; 
} d_un; 
} Elf32_Dyn; 
extern Elf32_Dyn _DYNAMIC[]; //注意這裡是一個陣列
/*注意:
對每個這種型別的物件，d_tag控制d_un的解釋含義： 
d_val 此 Elf32_Word 物件表示一個整數值，可以有多種解釋。
d_ptr 此 Elf32_Addr 物件代表程式的虛擬地址。
關於d_tag的值、該值的意義，及其與d_un的關係，可檢視ELF.PDF  p24。 */

該Elf32_Dyn陣列就是soinfo結構體中的dynamic成員，我們在第2節介紹的load_library函式中發現，si->dynamic被賦值為null，這就說明，在載入階段是不需要此值的，只有在連結階段才需要。Android的動態庫的連結工作還是由linker完成，主要程式碼就是在linker.cpp的soinfo_link_image(find_library_internal方法中呼叫)中，此函式的程式碼相當多，我們來分塊分析：

首先，我們需要從程式頭部表中獲取dynamic節區資訊：

#!cpp
/*in function soinfo_link_image */    
    /*抽取動態節區*/
    size_t dynamic_count;
    ElfW(Word) dynamic_flags;
    /*這裡的si->dynamic 為ElfW(Dyn)指標，就是上面提到的Elf32_Dyn _DYNAMIC[]*/
    phdr_table_get_dynamic_section(phdr, phnum, base, &si->dynamic,
                                   &dynamic_count, &dynamic_flags);

此函式很簡單：

#!cpp
/*返回ELF檔案中的dynamic節區在記憶體中的地址和大小，如果沒有該節區就返回null
 * Input:
 *   phdr_table  -> program header table
 *   phdr_count  -> number of entries in tables
 *   load_bias   -> load bias
 * Output:
 *   dynamic       -> address of table in memory (NULL on failure).
 *   dynamic_count -> number of items in table (0 on failure).
 *   dynamic_flags -> protection flags for section (unset on failure)
*/
void phdr_table_get_dynamic_section(const ElfW(Phdr)* phdr_table, size_t phdr_count,
                                    ElfW(Addr) load_bias,
                                    ElfW(Dyn)** dynamic, size_t* dynamic_count, ElfW(Word)* dynamic_flags) {
  const ElfW(Phdr)* phdr = phdr_table;
  const ElfW(Phdr)* phdr_limit = phdr + phdr_count;

  for (phdr = phdr_table; phdr < phdr_limit; phdr++) {
    if (phdr->p_type != PT_DYNAMIC) {
      continue;
    }

    *dynamic = reinterpret_cast<ElfW(Dyn)*>(load_bias + phdr->p_vaddr);
    if (dynamic_count) {
      *dynamic_count = (unsigned)(phdr->p_memsz / 8);
      //這裡需要解釋下，在2.2.1中我們介紹了Elf32_Dyn的結構，它佔8位元組。而PT_DYNAMIC段就是存放著Elf32_Dyn陣列，所以dynamic_count的值就是該段的memsz/8。
    }
    if (dynamic_flags) {
      *dynamic_flags = phdr->p_flags; 
    }
    return;
  }
  *dynamic = NULL;
  if (dynamic_count) {
    *dynamic_count = 0;
  }
}

成功獲取了dynamic節區資訊，我們就可以根據該節區中的Elf32_Dyn陣列來進行so連結操作了。我們需要從dynamic節區中抽取有用的資訊，linker採用遍歷dynamic陣列的方式，根據每個元素的flags()進行相應的處理:

#!cpp
/*in function soinfo_link_image */ 
    // 從動態dynamic節區中抽取有用資訊
    uint32_t needed_count = 0;

    //開始從頭遍歷dyn陣列，根據陣列中個元素的標記進行相應的處理
    for (ElfW(Dyn)* d = si->dynamic; d->d_tag != DT_NULL; ++d) { //標記為 DT_NULL 的專案標註了整個 _DYNAMIC 陣列的末端，因此以它為結尾標誌。 
        ........
        switch (d->d_tag) {
        case DT_HASH:
            ........
            break;
        case DT_STRTAB:
            si->strtab = reinterpret_cast<const char*>(base + d->d_un.d_ptr);
            break;
        case DT_SYMTAB:
            si->symtab = reinterpret_cast<ElfW(Sym)*>(base + d->d_un.d_ptr);
            break;
        case DT_JMPREL:
#if defined(USE_RELA)
            si->plt_rela = reinterpret_cast<ElfW(Rela)*>(base + d->d_un.d_ptr);
#else
            si->plt_rel = reinterpret_cast<ElfW(Rel)*>(base + d->d_un.d_ptr);
#endif
            break;
        case DT_PLTRELSZ:
#if defined(USE_RELA)
            si->plt_rela_count = d->d_un.d_val / sizeof(ElfW(Rela));
#else
            si->plt_rel_count = d->d_un.d_val / sizeof(ElfW(Rel));
#endif
            break;
#if defined(__mips__)
        case DT_PLTGOT:
            // Used by mips and mips64.
            si->plt_got = reinterpret_cast<ElfW(Addr)**>(base + d->d_un.d_ptr);
            break;
#endif
         ........
#if defined(USE_RELA)
         case DT_RELA:
            si->rela = reinterpret_cast<ElfW(Rela)*>(base + d->d_un.d_ptr);
            break;
         case DT_RELASZ:
            si->rela_count = d->d_un.d_val / sizeof(ElfW(Rela));
            break;
        case DT_REL:
            DL_ERR("unsupported DT_REL in \"%s\"", si->name);
            return false;
        case DT_RELSZ:
            DL_ERR("unsupported DT_RELSZ in \"%s\"", si->name);
            return false;
#else
        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;
         case DT_RELA:
            DL_ERR("unsupported DT_RELA in \"%s\"", si->name);
            return false;
#endif
        case DT_INIT: //只有可執行檔案才有此節區
            si->init_func = reinterpret_cast<linker_function_t>(base + d->d_un.d_ptr);
            DEBUG("%s constructors (DT_INIT) found at %p", si->name, si->init_func);
            break;
        case DT_FINI:
            si->fini_func = reinterpret_cast<linker_function_t>(base + d->d_un.d_ptr);
            DEBUG("%s destructors (DT_FINI) found at %p", si->name, si->fini_func);
            break;
        case DT_INIT_ARRAY:
            si->init_array = reinterpret_cast<linker_function_t*>(base + d->d_un.d_ptr);
            DEBUG("%s constructors (DT_INIT_ARRAY) found at %p", si->name, si->init_array);
            break;
        case DT_INIT_ARRAYSZ:
            si->init_array_count = ((unsigned)d->d_un.d_val) / sizeof(ElfW(Addr));
            break;
        case DT_FINI_ARRAY:
            si->fini_array = reinterpret_cast<linker_function_t*>(base + d->d_un.d_ptr);
            DEBUG("%s destructors (DT_FINI_ARRAY) found at %p", si->name, si->fini_array);
            break;
        case DT_FINI_ARRAYSZ: 
            si->fini_array_count = ((unsigned)d->d_un.d_val) / sizeof(ElfW(Addr));
            break;
        case DT_PREINIT_ARRAY:
            si->preinit_array = reinterpret_cast<linker_function_t*>(base + d->d_un.d_ptr);
            DEBUG("%s constructors (DT_PREINIT_ARRAY) found at %p", si->name, si->preinit_array);
            break;
        case DT_PREINIT_ARRAYSZ:
            si->preinit_array_count = ((unsigned)d->d_un.d_val) / sizeof(ElfW(Addr));
            break;
        case DT_TEXTREL:
#if defined(__LP64__)
            DL_ERR("text relocations (DT_TEXTREL) found in 64-bit ELF file \"%s\"", si->name);
            return false;
#else
            si->has_text_relocations = true;
            break;
#endif
        case DT_SYMBOLIC:
            si->has_DT_SYMBOLIC = true;
            break;
        case DT_NEEDED:
            ++needed_count;
            break;
        case DT_FLAGS:
            if (d->d_un.d_val & DF_TEXTREL) {
                ........
                si->has_text_relocations = true;
            }
            if (d->d_un.d_val & DF_SYMBOLIC) {
                si->has_DT_SYMBOLIC = true;
            }
            break;
#if defined(__mips__)
        case DT_STRSZ:
        case DT_SYMENT:
        case DT_RELENT:
             break;
        case DT_MIPS_RLD_MAP:
            // Set the DT_MIPS_RLD_MAP entry to the address of _r_debug for GDB.
            {
              r_debug** dp = reinterpret_cast<r_debug**>(base + d->d_un.d_ptr);
              *dp = &_r_debug;
            }
            break;
        case DT_MIPS_RLD_VERSION:
        case DT_MIPS_FLAGS:
        case DT_MIPS_BASE_ADDRESS:
        case DT_MIPS_UNREFEXTNO:
            break;

        case DT_MIPS_SYMTABNO:
            si->mips_symtabno = d->d_un.d_val;
            break;

        case DT_MIPS_LOCAL_GOTNO:
            si->mips_local_gotno = d->d_un.d_val;
            break;

        case DT_MIPS_GOTSYM:
            si->mips_gotsym = d->d_un.d_val;
            break;
#endif

        default:
            DEBUG("Unused DT entry: type %p arg %p",
                  reinterpret_cast<void*>(d->d_tag), reinterpret_cast<void*>(d->d_un.d_val));
            break;
        }
    }

完成dynamic陣列的遍歷後，就說明我們已經獲取了其中的有用資訊了，那麼現在就需要根據這些資訊進行處理：

#!cpp
/*in function soinfo_link_image */ 

    //再檢測一遍，這種做法總是明智的
    if (relocating_linker && needed_count != 0) {
        DL_ERR("linker cannot have DT_NEEDED dependencies on other libraries");
        return false;
    }
    if (si->nbucket == 0) {
        DL_ERR("empty/missing DT_HASH in \"%s\" (built with --hash-style=gnu?)", si->name);
        return false;
    }
    if (si->strtab == 0) {
        DL_ERR("empty/missing DT_STRTAB in \"%s\"", si->name);
        return false;
    }
    if (si->symtab == 0) {
        DL_ERR("empty/missing DT_SYMTAB in \"%s\"", si->name);
        return false;
    }

    // If this is the main executable, then load all of the libraries from LD_PRELOAD now.
    //如果是main可執行檔案，那麼就根據LD_PRELOAD資訊來載入所有相關的庫
    //這裡面涉及到的gLdPreloadNames變數，我們知道在前面的整個分析過程中均沒有涉及，這是因為，對於可執行檔案而言，它的起始函式並不是dlopen，而是系統核心的execv函式，透過層層呼叫之後才會執行到linker的linker_init_post_ralocation函式，在這個函式中呼叫parse_LD_PRELOAD函式完成 gLdPreloadNames變數的賦值
    if (si->flags & FLAG_EXE) {
        memset(gLdPreloads, 0, sizeof(gLdPreloads));
        size_t preload_count = 0;
        for (size_t i = 0; gLdPreloadNames[i] != NULL; i++) {
            soinfo* lsi = find_library(gLdPreloadNames[i]);
            if (lsi != NULL) {
                gLdPreloads[preload_count++] = lsi;
            } else {
                ........
            }
        }
    }

    //分配一個soinfo*[]指標陣列，用於存放本so庫需要的外部so庫的soinfo指標
    soinfo** needed = reinterpret_cast<soinfo**>(alloca((1 + needed_count) * sizeof(soinfo*)));
    soinfo** pneeded = needed;
    //依次獲取dynamic陣列中定義的每一個外部so庫soinfo
    for (ElfW(Dyn)* d = si->dynamic; d->d_tag != DT_NULL; ++d) {
        if (d->d_tag == DT_NEEDED) {
            const char* library_name = si->strtab + d->d_un.d_val; //根據index值獲取所需庫的名字
            DEBUG("%s needs %s", si->name, library_name);
            soinfo* lsi = find_library(library_name);  //獲取該庫的soinfo
            if (lsi == NULL) {
                ........
            }
            *pneeded++ = lsi;
        }
    }
    *pneeded = NULL; 

#if !defined(__LP64__)
    if (si->has_text_relocations) {
        // Make segments writable to allow text relocations to work properly. We will later call
        // phdr_table_protect_segments() after all of them are applied and all constructors are run.
        DL_WARN("%s has text relocations. This is wasting memory and prevents "
                "security hardening. Please fix.", si->name);
        if (phdr_table_unprotect_segments(si->phdr, si->phnum, si->load_bias) < 0) {
            DL_ERR("can't unprotect loadable segments for \"%s\": %s",
                   si->name, strerror(errno));
            return false;
        }
    }
#endif

#if defined(USE_RELA)
    if (si->plt_rela != NULL) {
        DEBUG("[ relocating %s plt ]\n", si->name);
        if (soinfo_relocate(si, si->plt_rela, si->plt_rela_count, needed)) {
            return false;
        }
    }
    if (si->rela != NULL) {
        DEBUG("[ relocating %s ]\n", si->name);
        if (soinfo_relocate(si, si->rela, si->rela_count, needed)) {
            return false;
        }
    }
#else
    if (si->plt_rel != NULL) {
        DEBUG("[ relocating %s plt ]", si->name);
        if (soinfo_relocate(si, si->plt_rel, si->plt_rel_count, needed)) {
            return false;
        }
    }
    if (si->rel != NULL) {
        DEBUG("[ relocating %s ]", si->name);
        if (soinfo_relocate(si, si->rel, si->rel_count, needed)) {
            return false;
        }
    }
#endif

#if defined(__mips__)
    if (!mips_relocate_got(si, needed)) {
        return false;
    }
#endif

    si->flags |= FLAG_LINKED;
    DEBUG("[ finished linking %s ]", si->name);

#if !defined(__LP64__)
    if (si->has_text_relocations) {
        // All relocations are done, we can protect our segments back to read-only.
        if (phdr_table_protect_segments(si->phdr, si->phnum, si->load_bias) < 0) {
            DL_ERR("can't protect segments for \"%s\": %s",
                   si->name, strerror(errno));
            return false;
        }
    }
#endif

    /* We can also turn on GNU RELRO protection */
    if (phdr_table_protect_gnu_relro(si->phdr, si->phnum, si->load_bias) < 0) {
        DL_ERR("can't enable GNU RELRO protection for \"%s\": %s",
               si->name, strerror(errno));
        return false;
    }

    notify_gdb_of_load(si);
    return true;
}

0x02 開始執行so檔案

---

上面的find_library_internal函式中的soinfo_link_image函式執行完後就返回到上層函式find_library中，然後進一步返回到do_dlopen函式：

#!cpp
soinfo* do_dlopen(const char* name, int flags) {
  if ((flags & ~(RTLD_NOW|RTLD_LAZY|RTLD_LOCAL|RTLD_GLOBAL)) != 0) {
    DL_ERR("invalid flags to dlopen: %x", flags);
    return NULL;
  }
  set_soinfo_pool_protection(PROT_READ | PROT_WRITE);
  soinfo* si = find_library(name);
  if (si != NULL) {
    si->CallConstructors();
  }
  set_soinfo_pool_protection(PROT_READ);
  return si;
}

如果獲取的si不為空，就說明so的載入和連結操作正確完成，那麼就可以執行so的初始化建構函式了：

#!cpp
void soinfo::CallConstructors() {
  ........
  // DT_INIT should be called before DT_INIT_ARRAY if both are present.
  //如果檔案含有.init和.init_array節區的話，就先執行.init節區的程式碼再執行.init_array節區的程式碼
  CallFunction("DT_INIT", init_func);  
  CallArray("DT_INIT_ARRAY", init_array, init_array_count, false);
}

由於我們只分析so庫，所以只需要關心CallArray("DT_INIT_ARRAY", init_array, init_array_count, false)函式即可：

#!cpp
void soinfo::CallArray(const char* array_name UNUSED, linker_function_t* functions, size_t count, bool reverse) {
  ........
  //這裡的recerse變數用於指定.init_array中的函式是由前到後執行還是由後到前執行。預設是由前到後
  int begin = reverse ? (count - 1) : 0;
  int end = reverse ? -1 : count;
  int step = reverse ? -1 : 1;

  for (int i = begin; i != end; i += step) {
    TRACE("[ %s[%d] == %p ]", array_name, i, functions[i]);
    CallFunction("function", functions[i]); //依次呼叫init_array中的函式。
  }
 ........
}

這裡需要對init_array節區的結構和作用加以說明。

首先是init_array節區的資料結構。該節中包含指標，這些指標指向了一些初始化程式碼。這些初始化程式碼一般是在main函式之前執行的。在C++程式中，這些程式碼用來執行靜態建構函式。另外一個用途就是有時候用來初始化C庫中的一些IO系統。使用IDA檢視具有init_array節區的so庫檔案就可以找到如下資料：

這裡共三個函式指標，每個指標指向一個函式地址。值得注意的是，上圖中每個函式指標的值都加了1，這是因為地址的最後1位置1表明需要使得處理器由ARM轉為Thumb狀態來處理Thumb指令。將目標地址處的程式碼解釋為Thumb程式碼來執行。

然後再來看CallFunction的具體實現：

#!cpp
void soinfo::CallFunction(const char* function_name UNUSED, linker_function_t function) {
  //如果函式地址為空或者為-1就直接退出。
  if (function == NULL || reinterpret_cast<uintptr_t>(function) == static_cast<uintptr_t>(-1)) {
    return;
  }
  ........
  function(); //執行該指標所指定的函式
  // The function may have called dlopen(3) or dlclose(3), so we need to ensure our data structures
  // are still writable. This happens with our debug malloc (see http://b/7941716).
  set_soinfo_pool_protection(PROT_READ | PROT_WRITE);
}

至此，整個Android so的linker機制就分析完畢了！