一、 概述
经过实际项目大量测试验证，FastHook表现出了远超YAHFA的优异稳定性。用户反馈未出现Hook引发的稳定性问题、压力测试也未发生Hook引发的稳定问题。之所以FastHook拥有优异的稳定性，除了框架实现原理的优越性之外，还得益于FastHook出色的细节处理。
本文将通过FastHook实现原理优越性与一些出色的细节处理来解释为何FastHook拥有优异的稳定性，最后对比YAHFA框架。
二、先天优势
如果你还未了解FastHook，请移步FastHook——一种高效稳定、简洁易用的Android Hook框架。
FastHook相较YAHFA原理上最大的优势、也是最大的亮点便是：不需要备份原方法！不需要备份原方法！不需要备份原方法！
科学上有一个著名的“奥卡姆剃刀定律”，什么意思呢？如果一个现象有两个或者多个不同的理论解释，那么选最简单的那个。做Hook框架，也可以用剃刀定律来做指导：实现相同的功能，选对系统状态改动最小的。
“备份原方法”是一种隐患颇多的方式，引发了诸如方法解析出错、Moving GC空指针等问题。尽管其他框架通过一些手段来提高稳定性，比如保证方法不被再次解析、检查Moving GC是否移动了原方法相关对象等，但是这些都不是理论安全的，就像地上有个坑，你不去补上，而是让人不要去踩。
反观FastHook，Hook时对系统原有状态的改变是最小的。
- Inline模式改变的仅是几个字节的指令，因平台而异，不篡改任何方法。
- EntryPoint模式替换了方法EntryPoint，但是原方法将强制为解释执行，也可等价的看为未做修改。
简而言之，FastHook就是用Hook方法hook原方法，原方法hook Forward方法来实现最小改动hook。完美地从实现层面解决了YAHFA不能解决的问题，而且无需做一些其他操作，其他框架都需要一些其他的操作来提高稳定性，而FastHook不需要做任何其他处理，更简洁、更优雅。
三、比YAHFA更出色的细节处理
3.1 JIT状态检查
如果你看过YAHFA代码，你会发现没有一个框架做了JIT状态检查。JIT状态检查的目的是为了保证hook的安全性，但这也不是理论安全的，也无法做到理论安全。这是为什么呢？
3.1.1 Inline模式
如果原方法未编译则需要进行手动JIT编译。那么问题来了，什么时候编译才是安全的呢。下面列举出所有可能出现的情景:
- 原方法未进行JIT编译，此时手动JIT编译时安全的
- 原方法未进行JIT编译，即将进入编译等待队列或已进入编译等待队列，此时手动JIT编译是不安全的
- 原方法正在JIT编译，此时手动JIT编译是不安全的
- 原方法编译完成，此时手动编译是安全的
上述4中情景，其中2、3是不安全的。如果要保证手动JIT编译的安全性，必须做到以下两点：
- 禁止JIT编译，防止从1变化到2
- 能够判断2、3，当处于2、3状态时，等待其变化到4
现在来看看FastHook到底是怎么处理的
int CheckJitState(JNIEnv *env, jclass clazz, jobject target_method) {
void *art_method = (void *)(*env)->FromReflectedMethod(env, target_method);
//添加kAccCompileDontBother，禁止JIT、AOT编译
AddArtMethodAccessFlag(art_method, kAccCompileDontBother);
uint32_t hotness_count = GetArtMethodHotnessCount(art_method);
if(hotness_count >= kHotMethodThreshold) {
//hotness_count >= hot_threshold，肯定就不是1了，看看是2、3、4中的哪一个
long entry_point = (long)GetArtMethodEntryPoint(art_method);
if((void *)entry_point == art_quick_to_interpreter_bridge_) {
void *profiling = GetArtMethodProfilingInfo(art_method);
void *save_entry_point = GetProfilingSaveEntryPoint(profiling);
if(save_entry_point) {
//JIT垃圾回收会改变方法EntryPoint，虽然方法已经编译了，但是EntryPoint也可能是art_quick_to_interpreter_bridge
return kCompile;
}else {
//JIT状态保存在profiling中，通过其来判断是否是正在编译，如果不是可能是正在等待或者已经编译失败。
bool being_compiled = GetProfilingCompileState(profiling);
if(being_compiled) {
return kCompiling;
}else {
return kCompilingOrFailed;
}
}
}
return kCompile;
}else {
//hotness_count < hot_threshold，可能是1，也可能是2，即将进入编译等待队列，统一加一个增量，如果此时大于hot_threshold，就认为是2，反之是1
uint32_t assumed_hotness_count = hotness_count + kHotMethodMaxCount;
if(assumed_hotness_count > kHotMethodThreshold) {
return kCompiling;
}
}
return kNone;
}
class ProfilingInfo {
private:
ProfilingInfo(ArtMethod* method, const std::vector<uint32_t>& entries);
// Number of instructions we are profiling in the ArtMethod.
const uint32_t number_of_inline_caches_;
// Method this profiling info is for.
// Not 'const' as JVMTI introduces obsolete methods that we implement by creating new ArtMethods.
// See JitCodeCache::MoveObsoleteMethod.
ArtMethod* method_;
// Whether the ArtMethod is currently being compiled. This flag
// is implicitly guarded by the JIT code cache lock.
// TODO: Make the JIT code cache lock global.
bool is_method_being_compiled_;
bool is_osr_method_being_compiled_;
// When the compiler inlines the method associated to this ProfilingInfo,
// it updates this counter so that the GC does not try to clear the inline caches.
uint16_t current_inline_uses_;
// Entry point of the corresponding ArtMethod, while the JIT code cache
// is poking for the liveness of compiled code.
const void* saved_entry_point_;
// Dynamically allocated array of size `number_of_inline_caches_`.
InlineCache cache_[0];
};
- AddArtMethodAccessFlag(art_method, kAccCompileDontBother)，设置kAccCompileDontBother禁止JIT、AOT。防止1变化到2。
- 如果hotness_count > hot_threshold，这时肯定就不是1了，还需要判断是2、3、4中哪一个。
- 通过判断entry point是否为解释执行入口来判断是否是4，因为entry point不是解释执行入口肯定不会是2和3。
- 这里有个关键点一定要注意，即使JIT编译后entry point也有可能为解释执行入口，因为JIT垃圾回收会将entry point设置为解释执行入口，将实际入口保存在save_entry_point。如果save_entry_point不为空，那证明已经编译过了。
- 怎么判断2、3呢？每个方法都有一个profiling info，保存一些运行过程信息和JIT编译信息，其中就有是否在JIT编译的信息。如果为true，则为3，如果为false，则为2（这里也可能是编译失败了的，为了简便都做2看待）
- 如果hotness_count < hot_threshold，能说明一定是1吗？答案是不能，也有可能是2。这是为什么呢？有一种罕见的情况，当我们检查状态时，hotness_count还未执行到更新的代码，而当其更新之后大于hot_threshold，那么实际就是2。因此假设hotness_count会更新，给一个增量（理论上给不了准确的数值，因为其增量受权重影响，也可能是批量处理的增量，因此这不是理论安全的），这里给一个比较大的值（50），如果此时大于hot_threshold，就认为是2（这个也不是完全准确的，因为可能hotness_count根本不会更新）。
3.1.2 小结
- hook之前先做JIT状态检查，如果安全就立即hook，反之放入一个异步队列延迟hook
- 上述分析可知，该检查也不是绝对安全的，但是已经将出现问题的场景缩小到一个可以忽略不计的范围。
- EntrypPoint替换模式的检查与Inline模式一致，不做重复分析。
3.2 判断方法是否需要编译
如果只是简单用entry point与解释入口比较来判断，通过3.1的分析可知这是不完备的。
JIT垃圾回收会改变entry point为解释入口，必须做进一步判断是否为JIT编译方法。FastHook的做法很简单，判断hotness_count是否小于hot_threshold，如果其小于hot_threshold，那肯定还未被JIT编译，因此可以判定其需要进行手动JIT编译。
并且，这一步是在JIT检查成功基础上进行的，可以不用担心JIT状态的影响。
bool IsCompiled(JNIEnv *env, jclass clazz, jobject method) {
bool ret = false;
void *art_method = (void *)(*env)->FromReflectedMethod(env, method);
void *method_entry = (void *)ReadPointer((unsigned char *)art_method + kArtMethodQuickCodeOffset);
int hotness_count = GetArtMethodHotnessCount(art_method);
if(method_entry != art_quick_to_interpreter_bridge_)
ret = true;
if(!ret && hotness_count >= kHotMethodThreshold)
ret = true;
return ret;
}
3.3 线程状态恢复
当一个java方法进入JNI时，线程状态由runnable状态变为native状态，返回java前恢复为runable状态。而JIT编译方法会将参数thread的状态转变为runnable状态。
最开始在手动JIT编译方法时不做其他处理。但是后来项目上有反馈，有概率出现crash，出现的位置正好是编译完成后返回java的地方，异常原因是线程状态错误。
FastHook之前的解决方案是：新建native线程用于JIT编译，避免当前线程编译。这时出现了新的问题，如何获取native线程的thread对象？
通过研究android代码发现，art获取线程thread对象是通过TLS来获取的，thread存储在TLS固定位置。但实际上，这种方案虽然解决了crash的问题，但也导致了新的问题：线程错误地等待。
究其缘由，都是线程状态异常引起的，因此根治的方法便是恢复线程状态。通过研究Thread代码发现，线程状态是一个union结构体StateAndFlags，保存在thread对象里，因此可以通过偏移的方式来访问。
static inline void *CurrentThread() {
return __get_tls()[kTLSSlotArtThreadSelf];
}
#if defined(__aarch64__)
# define __get_tls() ({ void** __val; __asm__("mrs %0, tpidr_el0" : "=r"(__val)); __val; })
#elif defined(__arm__)
# define __get_tls() ({ void** __val; __asm__("mrc p15, 0, %0, c13, c0, 3" : "=r"(__val)); __val; })
#endif
class Thread {
union PACKED(4) StateAndFlags {
struct PACKED(4) {
volatile uint16_t flags;
volatile uint16_t state;
} as_struct;
AtomicInteger as_atomic_int;
volatile int32_t as_int;
};
struct PACKED(4) tls_32bit_sized_values {
typedef uint32_t bool32_t;
union StateAndFlags state_and_flags;
int suspend_count GUARDED_BY(Locks::thread_suspend_count_lock_);
int debug_suspend_count GUARDED_BY(Locks::thread_suspend_count_lock_);
uint32_t thin_lock_thread_id;
uint32_t tid;
const bool32_t daemon;
bool32_t throwing_OutOfMemoryError;
uint32_t no_thread_suspension;
uint32_t thread_exit_check_count;
bool32_t handling_signal_;
bool32_t is_transitioning_to_runnable;
bool32_t ready_for_debug_invoke;
bool32_t debug_method_entry_;
bool32_t is_gc_marking;
Atomic<bool32_t> interrupted;
bool32_t weak_ref_access_enabled;
uint32_t disable_thread_flip_count;
int user_code_suspend_count GUARDED_BY(Locks::thread_suspend_count_lock_);
} tls32_;
bool CompileMethod(JNIEnv *env, jclass clazz, jobject method) {
bool ret = false;
void *art_method = (void *)(*env)->FromReflectedMethod(env, method);
void *thread = CurrentThread();
int old_flag_and_state = ReadInt32(thread);
ret = jit_compile_method_(jit_compiler_handle_, art_method, thread, false);
memcpy(thread,&old_flag_and_state,4);
return ret;
}
3.4 指令检查
Inline模式下需要注入代码，那么就必须确保被覆盖的指令不包含pc相关的指令。
这是为什么呢？pc寄存器存储的是当前执行的指令，如果以pc寄存器来做寻址就跟当前地址息息相关了，如果我们覆盖的指令包含pc相关的指令，那么寻址将出错。
需要注意的是，Thumb2有16位和32位两种指令，因此对于Thumb2指令集还需额外判断指令类型。
static inline bool IsThumb32(uint16_t inst, bool little_end) {
if(little_end) {
return ((inst & 0xe000) == 0xe000 && (inst & 0x1800) != 0x0000);
}
return ((inst & 0x00e0) == 0x00e0 && (inst & 0x0018) != 0x0000);
}
static inline bool HasThumb16PcRelatedInst(uint16_t inst) {
uint16_t mask_b1 = 0xf000;
uint16_t op_b1 = 0xd000;
uint16_t mask_b2_adr_ldr = 0xf800;
uint16_t op_b2 = 0xe000;
uint16_t op_adr = 0xa000;
uint16_t op_ldr = 0x4800;
uint16_t mask_bx = 0xfff8;
uint16_t op_bx = 0x4778;
uint16_t mask_add_mov = 0xff78;
uint16_t op_add = 0x4478;
uint16_t op_mov = 0x4678;
uint16_t mask_cb = 0xf500;
uint16_t op_cb = 0xb100;
if((inst & mask_b1) == op_b1)
return true;
if((inst * mask_b2_adr_ldr) == op_b2 || (inst * mask_b2_adr_ldr) == op_adr || (inst * mask_b2_adr_ldr) == op_ldr)
return true;
if((inst & mask_bx) == op_bx)
return true;
if((inst & mask_add_mov) == op_add || (inst & mask_add_mov) == op_mov)
return true;
if((inst & mask_cb) == op_cb)
return true;
return false;
}
static inline bool HasThumb32PcRelatedInst(uint32_t inst) {
uint32_t mask_b = 0xf800d000;
uint32_t op_blx = 0xf000c000;
uint32_t op_bl = 0xf000d000;
uint32_t op_b1 = 0xf0008000;
uint32_t op_b2 = 0xf0009000;
uint32_t mask_adr = 0xfbff8000;
uint32_t op_adr1 = 0xf2af0000;
uint32_t op_adr2 = 0xf20f0000;
uint32_t mask_ldr = 0xff7f0000;
uint32_t op_ldr = 0xf85f0000;
uint32_t mask_tb = 0xffff00f0;
uint32_t op_tbb = 0xe8df0000;
uint32_t op_tbh = 0xe8df0010;
if((inst & mask_b) == op_blx || (inst & mask_b) == op_bl || (inst & mask_b) == op_b1 || (inst & mask_b) == op_b2)
return true;
if((inst & mask_adr) == op_adr1 || (inst & mask_adr) == op_adr2)
return true;
if((inst & mask_ldr) == op_ldr)
return true;
if((inst & mask_tb) == op_tbb || (inst & mask_tb) == op_tbh)
return true;
return false;
}
static inline bool HasArm64PcRelatedInst(uint32_t inst) {
uint32_t mask_b = 0xfc000000;
uint32_t op_b = 0x14000000;
uint32_t op_bl = 0x94000000;
uint32_t mask_bc = 0xff000010;
uint32_t op_bc = 0x54000000;
uint32_t mask_cb = 0x7f000000;
uint32_t op_cbz = 0x34000000;
uint32_t op_cbnz = 0x35000000;
uint32_t mask_tb = 0x7f000000;
uint32_t op_tbz = 0x36000000;
uint32_t op_tbnz = 0x37000000;
uint32_t mask_ldr = 0xbf000000;
uint32_t op_ldr = 0x18000000;
uint32_t mask_adr = 0x9f000000;
uint32_t op_adr = 0x10000000;
uint32_t op_adrp = 0x90000000;
if((inst & mask_b) == op_b || (inst & mask_b) == op_bl)
return true;
if((inst & mask_bc) == op_bc)
return true;
if((inst & mask_cb) == op_cbz || (inst & mask_cb) == op_cbnz)
return true;
if((inst & mask_tb) == op_tbz || (inst & mask_tb) == op_tbnz)
return true;
if((inst & mask_ldr) == op_ldr)
return true;
if((inst & mask_adr) == op_adr || (inst & mask_adr) == op_adrp)
return true;
return false;
}
主要是几类指令：
- 分支跳转指令
- 比较分支指令
- 条件分支指令
- load指令
而Thumb2需要特别注意，因为其有16位和32位两种模式，而跳转指令长度是8字节，如果固定复制8字节，有可能会把指令截断，例如4-2-4，最后4字节指令将会被截断，因此需要做判断，以确定需要复制8字节还是10字节
int original_prologue_len = 0;
while(original_prologue_len < jump_trampoline_len) {
if(IsThumb32(ReadInt16((unsigned char *)target_code + original_prologue_len),IsLittleEnd())) {
original_prologue_len += 4;
}else {
original_prologue_len += 2;
}
}
3.5 指令注入
Inline模式下，需要向目标方法代码段注入一段跳转指令，而代码段是不可写。一般解决方案是使用mprotect修改访问权限。
而从实际项目测试来看，mprotect可能是无效的。mprotect执行成功了，但是还是出现了SEGV_ACCERR。
FastHook的解决方案是先捕获出错信号，再使用mprotect修改访问权限。如果修改无效，则一直会修改直到生效为止。指令注入后恢复默认信号处理。捕获信号处理之后，再无crash的反馈。
void SignalHandle(int signal, siginfo_t *info, void *reserved) {
ucontext_t* context = (ucontext_t*)reserved;
void *addr = (void *)context->uc_mcontext.fault_address;
if(sigaction_info_->addr == addr) {
void *target_code = sigaction_info_->addr;
int len = sigaction_info_->len;
long page_size = sysconf(_SC_PAGESIZE);
unsigned alignment = (unsigned)((unsigned long long)target_code % page_size);
int ret = mprotect((void *) (target_code - alignment), (size_t) (alignment + len),
PROT_READ | PROT_WRITE | PROT_EXEC);
}
}
sigaction_info_->addr = target_code;
sigaction_info_->len = original_prologue_len;
if(current_handler_ == NULL) {
default_handler_ = (struct sigaction *)malloc(sizeof(struct sigaction));
current_handler_ = (struct sigaction *)malloc(sizeof(struct sigaction));
memset(default_handler_, 0, sizeof(sigaction));
memset(current_handler_, 0, sizeof(sigaction));
current_handler_->sa_sigaction = SignalHandle;
current_handler_->sa_flags = SA_SIGINFO;
sigaction(SIGSEGV, current_handler_, default_handler_);
}else {
sigaction(SIGSEGV, current_handler_, NULL);
}
memcpy(target_code, jump_trampoline, jump_trampoline_len);
sigaction_info_->addr = NULL;
sigaction_info_->len = 0;
sigaction(SIGSEGV, default_handler_, NULL);
3.6 注入安全
在获得写权限之后，注入的时候必须保证没有其他线程同时读需要注入的区域，不然将导致未知错误。
可以利用art暂停所用线程和恢复所有线程的接口来实现。FastHook并没有采用这种方式，stop the world这种方式太重了，对性能有损耗。
FastHook是怎么做的呢？很简单，强制需要注入的方法解释执行，注入完成后恢复。即保证了注入安全，也没有任何性能损失。
memcpy((unsigned char *) art_target_method + kArtMethodQuickCodeOffset,&art_quick_to_interpreter_bridge_,pointer_size_);
memcpy(target_code, jump_trampoline, jump_trampoline_len);
memcpy((unsigned char *) art_target_method + kArtMethodQuickCodeOffset,&target_entry,pointer_size_);
3.7 EntryPoint替换安全
EntryPoint替换模式要求原方法以解释模式执行，而JIT垃圾回收会更改方法entry point为解释执行入口，当方法即将进入解释执行时会重新设置为原来的入口，这会导致什么问题呢？
java方法有两种执行模式，一种执行dex字节码，一种执行机器码，art因此需要知道机器码与dex字节码的映射关系，例如执行一条机器码，它对应哪一条dex字节码。而这些映射需要方法entry point作为基址来计算，此时entry point已经被替换，会得出错误的结果。
因此，如果监测到上述情况，需要修改save_entry_point为解释执行入口，防止执行JIT编译的机器码。
if(art_forward_method) {
memcpy((unsigned char *) target_trampoline + hook_trampoline_target_index, &art_target_method, pointer_size_);
memcpy((unsigned char *) target_trampoline + target_trampoline_target_entry_index, &target_entry, pointer_size_);
if(kTLSSlotArtThreadSelf) {
uint32_t hotness_count = GetArtMethodHotnessCount(art_target_method);
if(hotness_count >= kHotMethodThreshold) {
void *profiling = GetArtMethodProfilingInfo(art_target_method);
void *save_entry_point = GetProfilingSaveEntryPoint(profiling);
if(save_entry_point) {
SetProfilingSaveEntryPoint(profiling,art_quick_to_interpreter_bridge_);
}
}
}
}
四、与其他框架比较
4.1 YAHFA
| 框架 | 备份原方法 | 性能 | JIT状态检查 | EntryPoint检查（JIT） | 线程状态恢复 | 指令检查 | mprotect失效处理 | 注入安全 | 防止内联 | 防止backup/forword内联 |
|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|---|
| YAHFA | 是 | 高 | 否 | – | – | – | – | – | 否 | 否 |
| FastHook | 否 | 高 | 是 | 是 | 是 | 是 | 是 | 是（高效） | JIT内联 | 是 |
4.4 小结
从上述对比可以看出，FastHook与YAHFA的本质区别是不备份原方法，在细节上的处理也比其他框架要严谨、高效，YAHFA在细节处理上都有所欠缺。
五、结语
由于项目原因，主要维护arm平台，其他平台暂时不支持，后续再计划加入，目前主要关注arm平台的稳定性。如果有兴趣，对稳定性有要求的朋友，欢迎使用，本项目长期维护。
FastHook系列
FastHook——一种高效稳定、简洁易用的Android Hook框架
FastHook——巧妙利用动态代理实现非侵入式AOP
如何使用FastHook免root hook微信
FastHook——实现.dynsym段和.symtab段符号查询
