AndroidLinker与SO加壳技术

1. 前言

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。

2. SO 的装载与链接2.1 整体流程说明

2.1.1 do_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。

2.1.2 find_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。

2.1.3 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。

2.2 装载

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。

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。

2.2.2 Read ProgramHeader

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(reinterpret_cast(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。

2.2.3 reserve space & 计算 load size

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(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(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
}

2.2.4 Load Segments

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(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(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(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();
…

2.4 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(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(base + d->d_un.d_ptr)[0];
si->nchain = reinterpret_cast(base + d->d_un.d_ptr)[1];
si->bucket = reinterpret_cast(base + d->d_un.d_ptr + 8);
si->chain = reinterpret_cast(base + d->d_un.d_ptr + 8 + si->nbucket * 4);
break;
case DT_SYMTAB:
si->symtab = reinterpret_cast(base + d->d_un.d_ptr);
break;
case DT_STRTAB:
si->strtab = reinterpret_cast(base + d->d_un.d_ptr);
break;
// 以下为重定位信息
case DT_JMPREL:
si->plt_rel = reinterpret_cast(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(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(base + d->d_un.d_ptr);
break;
case DT_FINI:
…
case DT_INIT_ARRAY:
si->init_array = reinterpret_cast(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);
｝

2.4.1 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:
· 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(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(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(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(reloc) = sym_addr;
break;
case R_ARM_GLOB_DAT:
*reinterpret_cast(reloc) = sym_addr;
break;
case R_ARM_ABS32:
*reinterpret_cast(reloc) += sym_addr;
break;
case R_ARM_REL32:
*reinterpret_cast(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(reloc) += si->base;
break;
default:
DL_ERR(“unknown reloc type %d @ %p (%zu)”, type, rel, idx);
return -1;}
}
return 0;
}

3. 加壳技术

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:

3.2.2 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，3.3节进行详细说明。

3.2.3 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 )。

3.3 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：
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