建站
咨詢
售后
建站咨詢
新聞中心
大家好，我是飛哥！
成都創(chuàng)新互聯(lián)公司是專業(yè)的本溪網(wǎng)站建設(shè)公司，本溪接單;提供成都網(wǎng)站建設(shè)、網(wǎng)站設(shè)計,網(wǎng)頁設(shè)計,網(wǎng)站設(shè)計,建網(wǎng)站,PHP網(wǎng)站建設(shè)等專業(yè)做網(wǎng)站服務(wù);采用PHP框架,可快速的進(jìn)行本溪網(wǎng)站開發(fā)網(wǎng)頁制作和功能擴(kuò)展;專業(yè)做搜索引擎喜愛的網(wǎng)站,專業(yè)的做網(wǎng)站團(tuán)隊,希望更多企業(yè)前來合作!
今天我們來思考一個簡單的問題，一個程序是如何在 Linux 上執(zhí)行起來的？
我們就拿全宇宙最簡單的 Hello World 程序來舉例。
#include
int main()
{
printf("Hello, World!\n");
return 0;
}
我們在寫完代碼后，進(jìn)行簡單的編譯，然后在 shell 命令行下就可以把它啟動起來。
# gcc main.c -o helloworld
# ./helloworld
Hello, World!
那么在編譯啟動運(yùn)行的過程中都發(fā)生了哪些事情了呢？今天就讓我們來深入地了解一下。
一、理解可執(zhí)行文件格式
源代碼在編譯后會生成一個可執(zhí)行程序文件，我們先來了解一下編譯后的二進(jìn)制文件是什么樣子的。
我們首先使用 file 命令查看一下這個文件的格式。
# file helloworld
helloworld: ELF 64-bit LSB executable, x86-64, version 1 (SYSV), ...
file 命令給出了這個二進(jìn)制文件的概要信息，其中 ELF 64-bit LSB executable 表示這個文件是一個 ELF 格式的 64 位的可執(zhí)行文件。x86-64 表示該可執(zhí)行文件支持的 cpu 架構(gòu)。
LSB 的全稱是 Linux Standard Base，是 Linux 標(biāo)準(zhǔn)規(guī)范。其目的是制定一系列標(biāo)準(zhǔn)來增強(qiáng) Linux 發(fā)行版的兼容性。
ELF 的全稱是 Executable Linkable Format，是一種二進(jìn)制文件格式。Linux 下的目標(biāo)文件、可執(zhí)行文件和 CoreDump 都按照該格式進(jìn)行存儲。
ELF 文件由四部分組成，分別是 ELF 文件頭 （ELF header）、Program header table、Section 和 Section header table。
接下來我們分幾個小節(jié)挨個介紹一下。
1.1 ELF 文件頭
ELF 文件頭記錄了整個文件的屬性信息。原始二進(jìn)制非常不便于觀察。不過我們有趁手的工具 - readelf，這個工具可以幫我們查看 ELF 文件中的各種信息。
我們先來看一下編譯出來的可執(zhí)行文件的 ELF 文件頭，使用 --file-header (-h) 選項(xiàng)即可查看。
# readelf --file-header helloworld
ELF Header:
Magic: 7f 45 4c 46 02 01 01 00 00 00 00 00 00 00 00 00
Class: ELF64
Data: 2's complement, little endian
Version: 1 (current)
OS/ABI: UNIX - System V
ABI Version: 0
Type: EXEC (Executable file)
Machine: Advanced Micro Devices X86-64
Version: 0x1
Entry point address: 0x401040
Start of program headers: 64 (bytes into file)
Start of section headers: 23264 (bytes into file)
Flags: 0x0
Size of this header: 64 (bytes)
Size of program headers: 56 (bytes)
Number of program headers: 11
Size of section headers: 64 (bytes)
Number of section headers: 30
Section header string table index: 29
ELF 文件頭包含了當(dāng)前可執(zhí)行文件的概要信息，我把其中關(guān)鍵的幾個拿出來給大家解釋一下。
- Magic：一串特殊的識別碼，主要用于外部程序快速地對這個文件進(jìn)行識別，快速地判斷文件類型是不是 ELF
- Class：表示這是 ELF64 文件
- Type：為 EXEC 表示是可執(zhí)行文件，其它文件類型還有 REL（可重定位的目標(biāo)文件）、DYN（動態(tài)鏈接庫）、CORE（系統(tǒng)調(diào)試 coredump文件）
- Entry point address：程序入口地址，這里顯示入口在 0x401040 位置處
- Size of this header：ELF 文件頭的大小，這里顯示是占用了 64 字節(jié)
以上幾個字段是 ELF 頭中對 ELF 的整體描述。另外 ELF 頭中還有關(guān)于 program headers 和 section headers 的描述信息。
- Start of program headers：表示 Program header 的位置
- Size of program headers：每一個 Program header 大小
- Number of program headers：總共有多少個 Program header
- Start of section headers: 表示 Section header 的開始位置。
- Size of section headers：每一個 Section header 的大小
- Number of section headers: 總共有多少個 Section header
1.2 Program Header Table
在介紹 Program Header Table 之前我們展開介紹一下 ELF 文件中一對兒相近的概念 - Segment 和 Section。
ELF 文件內(nèi)部最重要的組成單位是一個一個的 Section。每一個 Section 都是由編譯鏈接器生成的，都有不同的用途。例如編譯器會將我們寫的代碼編譯后放到 .text Section 中，將全局變量放到 .data 或者是 .bss Section中。
但是對于操作系統(tǒng)來說，它不關(guān)注具體的 Section 是啥，它只關(guān)注這塊內(nèi)容應(yīng)該以何種權(quán)限加載到內(nèi)存中，例如讀，寫，執(zhí)行等權(quán)限屬性。因此相同權(quán)限的 Section 可以放在一起組成 Segment，以方便操作系統(tǒng)更快速地加載。
由于 Segment 和 Section 翻譯成中文的話，意思太接近了，非常不利于理解。所以本文中我就直接使用 Segment 和 Section 原汁原味的概念，而不是將它們翻譯成段或者是節(jié)，這樣太容易讓人混淆了。
Program headers table 就是作為所有 Segments 的頭信息，用來描述所有的 Segments 的。。
使用 readelf 工具的 --program-headers（-l）選項(xiàng)可以解析查看到這塊區(qū)域里存儲的內(nèi)容。
# readelf --program-headers helloworld
Elf file type is EXEC (Executable file)
Entry point 0x401040
There are 11 program headers, starting at offset 64
Program Headers:
Type Offset VirtAddr PhysAddr
FileSiz MemSiz Flags Align
PHDR 0x0000000000000040 0x0000000000400040 0x0000000000400040
0x0000000000000268 0x0000000000000268 R 0x8
INTERP 0x00000000000002a8 0x00000000004002a8 0x00000000004002a8
0x000000000000001c 0x000000000000001c R 0x1
[Requesting program interpreter: /lib64/ld-linux-x86-64.so.2]
LOAD 0x0000000000000000 0x0000000000400000 0x0000000000400000
0x0000000000000438 0x0000000000000438 R 0x1000
LOAD 0x0000000000001000 0x0000000000401000 0x0000000000401000
0x00000000000001c5 0x00000000000001c5 R E 0x1000
LOAD 0x0000000000002000 0x0000000000402000 0x0000000000402000
0x0000000000000138 0x0000000000000138 R 0x1000
LOAD 0x0000000000002e10 0x0000000000403e10 0x0000000000403e10
0x0000000000000220 0x0000000000000228 RW 0x1000
DYNAMIC 0x0000000000002e20 0x0000000000403e20 0x0000000000403e20
0x00000000000001d0 0x00000000000001d0 RW 0x8
NOTE 0x00000000000002c4 0x00000000004002c4 0x00000000004002c4
0x0000000000000044 0x0000000000000044 R 0x4
GNU_EH_FRAME 0x0000000000002014 0x0000000000402014 0x0000000000402014
0x000000000000003c 0x000000000000003c R 0x4
GNU_STACK 0x0000000000000000 0x0000000000000000 0x0000000000000000
0x0000000000000000 0x0000000000000000 RW 0x10
GNU_RELRO 0x0000000000002e10 0x0000000000403e10 0x0000000000403e10
0x00000000000001f0 0x00000000000001f0 R 0x1
Section to Segment mapping:
Segment Sections...
00
01 .interp
02 .interp .note.gnu.build-id .note.ABI-tag .gnu.hash .dynsym .dynstr .gnu.version .gnu.version_r .rela.dyn .rela.plt
03 .init .plt .text .fini
04 .rodata .eh_frame_hdr .eh_frame
05 .init_array .fini_array .dynamic .got .got.plt .data .bss
06 .dynamic
07 .note.gnu.build-id .note.ABI-tag
08 .eh_frame_hdr
09
10 .init_array .fini_array .dynamic .got
上面的結(jié)果顯示總共有 11 個 program headers。
對于每一個段，輸出了 Offset、VirtAddr 等描述當(dāng)前段的信息。Offset 表示當(dāng)前段在二進(jìn)制文件中的開始位置，F(xiàn)ileSiz 表示當(dāng)前段的大小。Flag 表示當(dāng)前的段的權(quán)限類型， R 表示可都、E 表示可執(zhí)行、W 表示可寫。
在最下面，還把每個段是由哪幾個 Section 組成的給展示了出來，比如 03 號段是由“.init .plt .text .fini” 四個 Section 組成的。
1.3 Section Header Table
和 Program Header Table 不一樣的是，Section header table 直接描述每一個 Section。這二者描述的其實(shí)都是各種 Section ，只不過目的不同，一個針對加載，一個針對鏈接。
使用 readelf 工具的 --section-headers (-S）選項(xiàng)可以解析查看到這塊區(qū)域里存儲的內(nèi)容。
# readelf --section-headers helloworld
There are 30 section headers, starting at offset 0x5b10:
Section Headers:
[Nr] Name Type Address Offset
Size EntSize Flags Link Info Align
......
[13] .text PROGBITS 0000000000401040 00001040
0000000000000175 0000000000000000 AX 0 0 16
......
[23] .data PROGBITS 0000000000404020 00003020
0000000000000010 0000000000000000 WA 0 0 8
[24] .bss NOBITS 0000000000404030 00003030
0000000000000008 0000000000000000 WA 0 0 1
......
Key to Flags:
W (write), A (alloc), X (execute), M (merge), S (strings), I (info),
L (link order), O (extra OS processing required), G (group), T (TLS),
C (compressed), x (unknown), o (OS specific), E (exclude),
l (large), p (processor specific)
結(jié)果顯示，該文件總共有 30 個 Sections，每一個 Section 在二進(jìn)制文件中的位置通過 Offset 列表示了出來。Section 的大小通過 Size 列體現(xiàn)。
在這 30 個Section中，每一個都有獨(dú)特的作用。我們編寫的代碼在編譯成二進(jìn)制指令后都會放到 .text 這個 Section 中。另外我們看到 .text 段的 Address 列顯示的地址是 0000000000401040?；貞浨懊嫖覀冊?ELF 文件頭中看到 Entry point address 顯示的入口地址為 0x401040。這說明，程序的入口地址就是 .text 段的地址。
另外還有兩個值得關(guān)注的 Section 是 .data 和 .bss。代碼中的全局變量數(shù)據(jù)在編譯后將在在這兩個 Section 中占據(jù)一些位置。如下簡單代碼所示。
//未初始化的內(nèi)存區(qū)域位于 .bss 段
int data1 ;
//已經(jīng)初始化的內(nèi)存區(qū)域位于 .data 段
int data2 = 100 ;
//代碼位于 .text 段
int main(void)
{
...
}
1.4 入口進(jìn)一步查看
接下來，我們想再查看一下我們前面提到的程序入口 0x401040，看看它到底是啥。我們這次再借助 nm 命令來進(jìn)一步查看一下可執(zhí)行文件中的符號及其地址信息。-n 選項(xiàng)的作用是顯示的符號以地址排序，而不是名稱排序。
# nm -n helloworld
w __gmon_start__
U __libc_start_main@@GLIBC_2.2.5
U printf@@GLIBC_2.2.5
......
0000000000401040 T _start
......
0000000000401126 T main
通過以上輸出可以看到，程序入口 0x401040 指向的是 _start 函數(shù)的地址，在這個函數(shù)執(zhí)行一些初始化的操作之后，我們的入口函數(shù) main 將會被調(diào)用到，它位于 0x401126 地址處。
二、用戶進(jìn)程的創(chuàng)建過程概述
在我們編寫的代碼編譯完生成可執(zhí)行程序之后，下一步就是使用 shell 把它加載起來并運(yùn)行之。一般來說 shell 進(jìn)程是通過fork+execve來加載并運(yùn)行新進(jìn)程的。一個簡單加載 helloworld 命令的 shell 核心邏輯是如下這個過程。
// shell 代碼示例
int main(int argc, char * argv[])
{
...
pid = fork();
if (pid==0){ // 如果是在子進(jìn)程中
//使用 exec 系列函數(shù)加載并運(yùn)行可執(zhí)行文件
execve("helloworld", argv, envp);
} else {
...
}
...
}
shell 進(jìn)程先通過 fork 系統(tǒng)調(diào)用創(chuàng)建一個進(jìn)程出來。然后在子進(jìn)程中調(diào)用 execve 將執(zhí)行的程序文件加載起來，然后就可以調(diào)到程序文件的運(yùn)行入口處運(yùn)行這個程序了。
這個 fork 系統(tǒng)調(diào)用在內(nèi)核入口是在 kernel/fork.c 下。
//file:kernel/fork.c
SYSCALL_DEFINE0(fork)
{
return do_fork(SIGCHLD, 0, 0, NULL, NULL);
}
在 do_fork 的實(shí)現(xiàn)中，核心是一個 copy_process 函數(shù)，它以拷貝父進(jìn)程（線程）的方式來生成一個新的 task_struct 出來。
//file:kernel/fork.c
long do_fork(...)
{
//復(fù)制一個 task_struct 出來
struct task_struct *p;
p = copy_process(clone_flags, stack_start, stack_size,
child_tidptr, NULL, trace);
//子任務(wù)加入到就緒隊列中去，等待調(diào)度器調(diào)度
wake_up_new_task(p);
...
}
在 copy_process 函數(shù)中為新進(jìn)程申請 task_struct，并用當(dāng)前進(jìn)程自己的地址空間、命名空間等對新進(jìn)程進(jìn)行初始化，并為其申請進(jìn)程 pid。
//file:kernel/fork.c
static struct task_struct *copy_process(...)
{
//復(fù)制進(jìn)程 task_struct 結(jié)構(gòu)體
struct task_struct *p;
p = dup_task_struct(current);
...
//進(jìn)程核心元素初始化
retval = copy_files(clone_flags, p);
retval = copy_fs(clone_flags, p);
retval = copy_mm(clone_flags, p);
retval = copy_namespaces(clone_flags, p);
...
//申請 pid && 設(shè)置進(jìn)程號
pid = alloc_pid(p->nsproxy->pid_ns);
p->pid = pid_nr(pid);
p->tgid = p->pid;
......
}
執(zhí)行完后，進(jìn)入 wake_up_new_task 讓新進(jìn)程等待調(diào)度器調(diào)度。
不過 fork 系統(tǒng)調(diào)用只能是根據(jù)當(dāng)?shù)?shell 進(jìn)程再復(fù)制一個新的進(jìn)程出來。這個新進(jìn)程里的代碼、數(shù)據(jù)都還是和原來的 shell 進(jìn)程的內(nèi)容一模一樣。
要想實(shí)現(xiàn)加載并運(yùn)行另外一個程序，比如我們編譯出來的 helloworld 程序，那還需要使用到 execve 系統(tǒng)調(diào)用。
三. Linux 可執(zhí)行文件加載器
其實(shí) Linux 不是寫死只能加載 ELF 一種可執(zhí)行文件格式的。它在啟動的時候，會把自己支持的所有可執(zhí)行文件的解析器都加載上。并使用一個 formats 雙向鏈表來保存所有的解析器。其中 formats 雙向鏈表在內(nèi)存中的結(jié)構(gòu)如下圖所示。
我們就以 ELF 的加載器 elf_format 為例，來看看這個加載器是如何注冊的。在 Linux 中每一個加載器都用一個 linux_binfmt 結(jié)構(gòu)來表示。其中規(guī)定了加載二進(jìn)制可執(zhí)行文件的 load_binary 函數(shù)指針，以及加載崩潰文件 的 core_dump 函數(shù)等。其完整定義如下
//file:include/linux/binfmts.h
struct linux_binfmt {
...
int (*load_binary)(struct linux_binprm *);
int (*load_shlib)(struct file *);
int (*core_dump)(struct coredump_params *cprm);
};
其中 ELF 的加載器 elf_format 中規(guī)定了具體的加載函數(shù)，例如 load_binary 成員指向的就是具體的 load_elf_binary 函數(shù)。這就是 ELF 加載的入口。
//file:fs/binfmt_elf.c
static struct linux_binfmt elf_format = {
.module = THIS_MODULE,
.load_binary = load_elf_binary,
.load_shlib = load_elf_library,
.core_dump = elf_core_dump,
.min_coredump = ELF_EXEC_PAGESIZE,
};
加載器 elf_format 會在初始化的時候通過 register_binfmt 進(jìn)行注冊。
//file:fs/binfmt_elf.c
static int __init init_elf_binfmt(void)
{
register_binfmt(&elf_format);
return 0;
}
而 register_binfmt 就是將加載器掛到全局加載器列表 - formats 全局鏈表中。
//file:fs/exec.c
static LIST_HEAD(formats);
void __register_binfmt(struct linux_binfmt * fmt, int insert)
{
...
insert ? list_add(&fmt->lh, &formats) :
list_add_tail(&fmt->lh, &formats);
}
Linux 中除了 elf 文件格式以外還支持其它格式，在源碼目錄中搜索 register_binfmt，可以搜索到所有 Linux 操作系統(tǒng)支持的格式的加載程序。
# grep -r "register_binfmt" *
fs/binfmt_flat.c: register_binfmt(&flat_format);
fs/binfmt_elf_fdpic.c: register_binfmt(&elf_fdpic_format);
fs/binfmt_som.c: register_binfmt(&som_format);
fs/binfmt_elf.c: register_binfmt(&elf_format);
fs/binfmt_aout.c: register_binfmt(&aout_format);
fs/binfmt_script.c: register_binfmt(&script_format);
fs/binfmt_em86.c: register_binfmt(&em86_format);
將來在 Linux 在加載二進(jìn)制文件時會遍歷 formats 鏈表，根據(jù)要加載的文件格式來查詢合適的加載器。
四、execve 加載用戶程序
具體加載可執(zhí)行文件的工作是由 execve 系統(tǒng)調(diào)用來完成的。
該系統(tǒng)調(diào)用會讀取用戶輸入的可執(zhí)行文件名，參數(shù)列表以及環(huán)境變量等開始加載并運(yùn)行用戶指定的可執(zhí)行文件。該系統(tǒng)調(diào)用的位置在 fs/exec.c 文件中。
//file:fs/exec.c
SYSCALL_DEFINE3(execve, const char __user *, filename, ...)
{
struct filename *path = getname(filename);
do_execve(path->name, argv, envp)
...
}
int do_execve(...)
{
...
return do_execve_common(filename, argv, envp);
}
execve 系統(tǒng)調(diào)用到了 do_execve_common 函數(shù)。我們來看這個函數(shù)的實(shí)現(xiàn)。
//file:fs/exec.c
static int do_execve_common(const char *filename, ...)
{
//linux_binprm 結(jié)構(gòu)用于保存加載二進(jìn)制文件時使用的參數(shù)
struct linux_binprm *bprm;
//1.申請并初始化 brm 對象值
bprm = kzalloc(sizeof(*bprm), GFP_KERNEL);
bprm->file = ...;
bprm->filename = ...;
bprm_mm_init(bprm)
bprm->argc = count(argv, MAX_ARG_STRINGS);
bprm->envc = count(envp, MAX_ARG_STRINGS);
prepare_binprm(bprm);
...
//2.遍歷查找合適的二進(jìn)制加載器
search_binary_handler(bprm);
}
這個函數(shù)中申請并初始化 brm 對象的具體工作可以用下圖來表示。
在這個函數(shù)中，完成了一下三塊工作。
第一、使用 kzalloc 申請 linux_binprm 內(nèi)核對象。該內(nèi)核對象用于保存加載二進(jìn)制文件時使用的參數(shù)。在申請完后，對該參數(shù)對象進(jìn)行各種初始化。
第二、在 bprm_mm_init 中會申請一個全新的 mm_struct 對象，準(zhǔn)備留著給新進(jìn)程使用。
第三、給新進(jìn)程的棧申請一頁的虛擬內(nèi)存空間，并將棧指針記錄下來。第四、讀取二進(jìn)制文件頭 128 字節(jié)。
我們來看下初始化棧的相關(guān)代碼。
//file:fs/exec.c
static int __bprm_mm_init(struct linux_binprm *bprm)
{
bprm->vma = vma = kmem_cache_zalloc(vm_area_cachep, GFP_KERNEL);
vma->vm_end = STACK_TOP_MAX;
vma->vm_start = vma->vm_end - PAGE_SIZE;
...
bprm->p = vma->vm_end - sizeof(void *);
}
在上面這個函數(shù)中申請了一個 vma 對象（表示虛擬地址空間里的一段范圍），vm_end 指向了 STACK_TOP_MAX（地址空間的頂部附近的位置），vm_start 和 vm_end 之間留了一個 Page 大小。也就是說默認(rèn)給棧申請了 4KB 的大小。最后把棧的指針記錄到 bprm->p 中。
另外再看下 prepare_binprm，在這個函數(shù)中，從文件頭部讀取了 128 字節(jié)。之所以這么干，是為了讀取二進(jìn)制文件頭為了方便后面判斷其文件類型。
//file:include/uapi/linux/binfmts.h
#define
//file:fs/exec.c
int prepare_binprm(struct linux_binprm *bprm)
{
......
memset(bprm->buf, 0, BINPRM_BUF_SIZE);
return kernel_read(bprm->file, 0, bprm->buf, BINPRM_BUF_SIZE);
}
在申請并初始化 brm 對象值完后，最后使用 search_binary_handler 函數(shù)遍歷系統(tǒng)中已注冊的加載器,嘗試對當(dāng)前可執(zhí)行文件進(jìn)行解析并加載。
在 3.1 節(jié)我們介紹了系統(tǒng)所有的加載器都注冊到了 formats 全局鏈表里了。函數(shù) search_binary_handler 的工作過程就是遍歷這個全局鏈表，根據(jù)二進(jìn)制文件頭中攜帶的文件類型數(shù)據(jù)查找解析器。找到后調(diào)用解析器的函數(shù)對二進(jìn)制文件進(jìn)行加載。
//file:fs/exec.c
int search_binary_handler(struct linux_binprm *bprm)
{
...
for (try=0; try<2; try++) {
list_for_each_entry(fmt, &formats, lh) {
int (*fn)(struct linux_binprm *) = fmt->load_binary;
...
retval = fn(bprm);
//加載成功的話就返回了
if (retval >= 0) {
...
return retval;
}
//加載失敗繼續(xù)循環(huán)以嘗試加載
...
}
}
}
在上述代碼中的 list_for_each_entry 是在遍歷 formats 這個全局鏈表，遍歷時判斷每一個鏈表元素是否有 load_binary 函數(shù)。有的話就調(diào)用它嘗試加載。
回憶一下 3.1 注冊可執(zhí)行文件加載程序，對于 ELF 文件加載器 elf_format 來說， load_binary 函數(shù)指針指向的是 load_elf_binary。
//file:fs/binfmt_elf.c
static struct linux_binfmt elf_format = {
.module = THIS_MODULE,
.load_binary = load_elf_binary,
......
};
那么加載工作就會進(jìn)入到 load_elf_binary 函數(shù)中來進(jìn)行。這個函數(shù)很長，可以說所有的程序加載邏輯都在這個函數(shù)中體現(xiàn)了。我根據(jù)這個函數(shù)的主要工作，分成以下 5 個小部分來給大家介紹。
在介紹的過程中，為了表達(dá)清晰，我會稍微調(diào)一下源碼的位置，可能和內(nèi)核源碼行數(shù)順序會有所不同。
4.1 ELF 文件頭讀取
在 load_elf_binary 中首先會讀取 ELF 文件頭。
文件頭中包含一些當(dāng)前文件格式類型等數(shù)據(jù)，所以在讀取完文件頭后會進(jìn)行一些合法性判斷。如果不合法，則退出返回。
//file:fs/binfmt_elf.c
static int load_elf_binary(struct linux_binprm *bprm)
{
//4.1 ELF 文件頭解析
//定義結(jié)構(gòu)題并申請內(nèi)存用來保存 ELF 文件頭
struct {
struct elfhdr elf_ex;
struct elfhdr interp_elf_ex;
} *loc;
loc = kmalloc(sizeof(*loc), GFP_KERNEL);
//獲取二進(jìn)制頭
loc->elf_ex = *((struct elfhdr *)bprm->buf);
//對頭部進(jìn)行一系列的合法性判斷，不合法則直接退出
if (loc->elf_ex.e_type != ET_EXEC && ...){
goto out;
}
...
}
4.2 Program Header 讀取
在 ELF 文件頭中記錄著 Program Header 的數(shù)量，而且在 ELF 頭之后緊接著就是 Program Header Tables。所以內(nèi)核接下來可以將所有的 Program Header 都讀取出來。
//file:fs/binfmt_elf.c
static int load_elf_binary(struct linux_binprm *bprm)
{
//4.1 ELF 文件頭解析
//4.2 Program Header 讀取
// elf_ex.e_phnum 中保存的是 Programe Header 數(shù)量
// 再根據(jù) Program Header 大小 sizeof(struct elf_phdr)
// 一起計算出所有的 Program Header 大小，并讀取進(jìn)來
size = loc->elf_ex.e_phnum * sizeof(struct elf_phdr);
elf_phdata = kmalloc(size, GFP_KERNEL);
kernel_read(bprm->file, loc->elf_ex.e_phoff,
(char *)elf_phdata, size);
...
}
4.3 清空父進(jìn)程繼承來的資源
在 fork 系統(tǒng)調(diào)用創(chuàng)建出來的進(jìn)程中，包含了不少原進(jìn)程的信息，如老的地址空間，信號表等等。這些在新的程序運(yùn)行時并沒有什么用，所以需要清空處理一下。
具體工作包括初始化新進(jìn)程的信號表，應(yīng)用新的地址空間對象等。
//file:fs/binfmt_elf.c
static int load_elf_binary(struct linux_binprm *bprm)
{
//4.1 ELF 文件頭解析
//4.2 Program Header 讀取
//4.3 清空父進(jìn)程繼承來的資源
retval = flush_old_exec(bprm);
...
current->mm->start_stack = bprm->p;
}
在清空完父進(jìn)程繼承來的資源后（當(dāng)然也就使用上了新的 mm_struct 對象），這之后，直接將前面準(zhǔn)備的進(jìn)程棧的地址空間指針設(shè)置到了 mm 對象上。這樣將來?xiàng)＞涂梢员皇褂昧恕?/p>
4.4 執(zhí)行 Segment 加載
接下來，加載器會將 ELF 文件中的 LOAD 類型的 Segment 都加載到內(nèi)存里來。使用 elf_map 在虛擬地址空間中為其分配虛擬內(nèi)存。最后合適地設(shè)置虛擬地址空間 mm_struct 中的 start_code、end_code、start_data、end_data 等各個地址空間相關(guān)指針。
我們來看下具體的代碼：
//file:fs/binfmt_elf.c
static int load_elf_binary(struct linux_binprm *bprm)
{
//4.1 ELF 文件頭解析
//4.2 Program Header 讀取
//4.3 清空父進(jìn)程繼承來的資源
//4.4 執(zhí)行 Segment 加載過程
//遍歷可執(zhí)行文件的 Program Header
for(i = 0, elf_ppnt = elf_phdata;
i < loc->elf_ex.e_phnum; i++, elf_ppnt++) {
//只加載類型為 LOAD 的 Segment，否則跳過
if (elf_ppnt->p_type != PT_LOAD)
continue;
...
//為 Segment 建立內(nèi)存 mmap, 將程序文件中的內(nèi)容映射到虛擬內(nèi)存空間中
//這樣將來程序中的代碼、數(shù)據(jù)就都可以被訪問了
error = elf_map(bprm->file, load_bias + vaddr, elf_ppnt,
elf_prot, elf_flags, 0);
//計算 mm_struct 所需要的各個成員地址
start_code = ...;
start_data = ...
end_code = ...;
end_data = ...;
...
}
current->mm->end_code = end_code;
current->mm->start_code = start_code;
current->mm->start_data = start_data;
current->mm->end_data = end_data;
...
}
其中 load_bias 是 Segment 要加載到內(nèi)存里的基地址。這個參數(shù)有這么幾種可能
- 值為 0，就是直接按照 ELF 文件中的地址在內(nèi)存中進(jìn)行映射
- 值為對齊到整數(shù)頁的開始，物理文件中可能為了可執(zhí)行文件的大小足夠緊湊，而不考慮對齊的問題。但是操作系統(tǒng)在加載的時候?yàn)榱诉\(yùn)行效率，需要將 Segment 加載到整數(shù)頁的開始位置處。
4.5 數(shù)據(jù)內(nèi)存申請&堆初始化
因?yàn)檫M(jìn)程的數(shù)據(jù)段需要寫權(quán)限，所以需要使用 set_brk 系統(tǒng)調(diào)用專門為數(shù)據(jù)段申請?zhí)摂M內(nèi)存。
//file:fs/binfmt_elf.c
static int load_elf_binary(struct linux_binprm *bprm)
{
//4.1 ELF 文件頭解析
//4.2 Program Header 讀取
//4.3 清空父進(jìn)程繼承來的資源
//4.4 執(zhí)行 Segment 加載過程
//4.5 數(shù)據(jù)內(nèi)存申請&堆初始化
retval = set_brk(elf_bss, elf_brk);
......
}
在 set_brk 函數(shù)中做了兩件事情：第一是為數(shù)據(jù)段申請?zhí)摂M內(nèi)存，第二是將進(jìn)程堆的開始指針和結(jié)束指針初始化一下。
//file:fs/binfmt_elf.c
static int set_brk(unsigned long start, unsigned long end)
{
//1.為數(shù)據(jù)段申請?zhí)摂M內(nèi)存
start = ELF_PAGEALIGN(start);
end = ELF_PAGEALIGN(end);
if (end > start) {
unsigned long addr;
addr = vm_brk(start, end - start);
}
//2.初始化堆的指針
current->mm->start_brk = current->mm->brk = end;
return 0;
}
因?yàn)槌绦虺跏蓟臅r候，堆上還是空的。所以堆指針初始化的時候，堆的開始地址 start_brk 和結(jié)束地址 brk 都設(shè)置成了同一個值。
4.6 跳轉(zhuǎn)到程序入口執(zhí)行
在 ELF 文件頭中記錄了程序的入口地址。如果是非動態(tài)鏈接加載的情況，入口地址就是這個。
但是如果是動態(tài)鏈接，也就是說存在 INTERP 類型的 Segment，由這個動態(tài)鏈接器先來加載運(yùn)行，然后再調(diào)回到程序的代碼入口地址。
# readelf --program-headers helloworld
......
Program Headers:
Type Offset VirtAddr PhysAddr
FileSiz MemSiz Flags Align
INTERP 0x00000000000002a8 0x00000000004002a8 0x00000000004002a8
0x000000000000001c 0x000000000000001c R 0x1
[Requesting program interpreter: /lib64/ld-linux-x86-64.so.2]
對于是動態(tài)加載器類型的，需要先將動態(tài)加載器（本文示例中是 ld-linux-x86-64.so.2 文件）加載到地址空間中來。
加載完成后再計算動態(tài)加載器的入口地址。這段代碼我展示在下面了，沒有耐心的同學(xué)可以跳過。反正只要知道這里是計算了一個程序的入口地址就可以了。
//file:fs/binfmt_elf.c
static int load_elf_binary(struct linux_binprm *bprm)
{
//4.1 ELF 文件頭解析
//4.2 Program Header 讀取
//4.3 清空父進(jìn)
新聞名稱：你寫的代碼是如何跑起來的？
本文網(wǎng)址：http://www.dlmjj.cn/article/cdpccig.html
