本文来自微信公众号:开发内功修炼 (ID:kfngxl),作者:张彦飞 allen
大家好,我是飞哥!
今天我们来思考一个简单的问题,一个程序是如何在 Linux 上执行起来的?
我们就拿全宇宙最简单的 Hello World 程序来举例。
#include <stdio.h> int main() { printf("Hello, World!\n"); return 0; }
我们在写完代码后,进行简单的编译,然后在 shell 命令行下就可以把它启动起来。
# gcc main.c -o helloworld # ./helloworld Hello, World!
那么在编译启动运行的过程中都发生了哪些事情了呢?今天就让我们来深入地了解一下。
一、理解可执行文件格式
源代码在编译后会生成一个可执行程序文件,我们先来了解一下编译后的二进制文件是什么样子的。
我们首先使用 file 命令查看一下这个文件的格式。
# file helloworld helloworld: ELF 64-bit LSB executable, x86-64, version 1 (SYSV), ...
file 命令给出了这个二进制文件的概要信息,其中 ELF 64-bit LSB executable 表示这个文件是一个 ELF 格式的 64 位的可执行文件。x86-64 表示该可执行文件支持的 cpu 架构。
LSB 的全称是 Linux Standard Base,是 Linux 标准规范。其目的是制定一系列标准来增强 Linux 发行版的兼容性。
ELF 的全称是 Executable Linkable Format,是一种二进制文件格式。Linux 下的目标文件、可执行文件和 CoreDump 都按照该格式进行存储。
ELF 文件由四部分组成,分别是 ELF 文件头 (ELF header)、Program header table、Section 和 Section header table。
接下来我们分几个小节挨个介绍一下。
1.1 ELF 文件头
ELF 文件头记录了整个文件的属性信息。原始二进制非常不便于观察。不过我们有趁手的工具 - readelf,这个工具可以帮我们查看 ELF 文件中的各种信息。
我们先来看一下编译出来的可执行文件的 ELF 文件头,使用 --file-header (-h) 选项即可查看。
# 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 文件头包含了当前可执行文件的概要信息,我把其中关键的几个拿出来给大家解释一下。
Magic:一串特殊的识别码,主要用于外部程序快速地对这个文件进行识别,快速地判断文件类型是不是 ELF
Class:表示这是 ELF64 文件
Type:为 EXEC 表示是可执行文件,其它文件类型还有 REL(可重定位的目标文件)、DYN(动态链接库)、CORE(系统调试 coredump 文件)
Entry point address:程序入口地址,这里显示入口在 0x401040 位置处
Size of this header:ELF 文件头的大小,这里显示是占用了 64 字节
以上几个字段是 ELF 头中对 ELF 的整体描述。另外 ELF 头中还有关于 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:每一个 Program header 大小
Number of program headers:总共有多少个 Program header
Start of section headers: 表示 Section header 的开始位置。
Size of section headers:每一个 Section header 的大小
Number of section headers: 总共有多少个 Section header
1.2 Program Header Table
在介绍 Program Header Table 之前我们展开介绍一下 ELF 文件中一对儿相近的概念 - Segment 和 Section。
ELF 文件内部最重要的组成单位是一个一个的 Section。每一个 Section 都是由编译链接器生成的,都有不同的用途。例如编译器会将我们写的代码编译后放到 .text Section 中,将全局变量放到 .data 或者是 .bss Section 中。
但是对于操作系统来说,它不关注具体的 Section 是啥,它只关注这块内容应该以何种权限加载到内存中,例如读,写,执行等权限属性。因此相同权限的 Section 可以放在一起组成 Segment,以方便操作系统更快速地加载。
由于 Segment 和 Section 翻译成中文的话,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,而不是将它们翻译成段或者是节,这样太容易让人混淆了。
Program headers table 就是作为所有 Segments 的头信息,用来描述所有的 Segments 的。。
使用 readelf 工具的 --program-headers(-l)选项可以解析查看到这块区域里存储的内容。
# 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 ming: 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
上面的结果显示总共有 11 个 program headers。
对于每一个段,输出了 Offset、VirtAddr 等描述当前段的信息。Offset 表示当前段在二进制文件中的开始位置,FileSiz 表示当前段的大小。Flag 表示当前的段的权限类型,R 表示可读、E 表示可执行、W 表示可写。
在最下面,还把每个段是由哪几个 Section 组成的给展示了出来,比如 03 号段是由“.init .plt .text .fini” 四个 Section 组成的。
1.3 Section Header Table
和 Program Header Table 不一样的是,Section header table 直接描述每一个 Section。这二者描述的其实都是各种 Section ,只不过目的不同,一个针对加载,一个针对链接。
使用 readelf 工具的 --section-headers (-S)选项可以解析查看到这块区域里存储的内容。
# 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)
结果显示,该文件总共有 30 个 Sections,每一个 Section 在二进制文件中的位置通过 Offset 列表示了出来。Section 的大小通过 Size 列体现。
在这 30 个 Section 中,每一个都有独特的作用。我们编写的代码在编译成二进制指令后都会放到 .text 这个 Section 中。另外我们看到 .text 段的 Address 列显示的地址是 0000000000401040。回忆前面我们在 ELF 文件头中看到 Entry point address 显示的入口地址为 0x401040。这说明,程序的入口地址就是 .text 段的地址。
另外还有两个值得关注的 Section 是 .data 和 .bss。代码中的全局变量数据在编译后将在在这两个 Section 中占据一些位置。如下简单代码所示。
//未初始化的内存区域位于 .bss 段 int data1 ; //已经初始化的内存区域位于 .data 段 int data2 = 100 ; //代码位于 .text 段 int main(void) { }
1.4 入口进一步查看
接下来,我们想再查看一下我们前面提到的程序入口 0x401040,看看它到底是啥。我们这次再借助 nm 命令来进一步查看一下可执行文件中的符号及其地址信息。-n 选项的作用是显示的符号以地址排序,而不是名称排序。
# 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
通过以上输出可以看到,程序入口 0x401040 指向的是 _start 函数的地址,在这个函数执行一些初始化的操作之后,我们的入口函数 main 将会被调用到,它位于 0x401126 地址处。
二、用户进程的创建过程概述
在我们编写的代码编译完生成可执行程序之后,下一步就是使用 shell 把它加载起来并运行之。一般来说 shell 进程是通过 fork+execve 来加载并运行新进程的。一个简单加载 helloworld 命令的 shell 核心逻辑是如下这个过程。
// shell 代码示例 int main(int argc, char * argv[]) { pid = fork(); if (pid==0){ // 如果是在进程中 //使用 exec 系列函数加载并运行可执行文件 execve("helloworld", argv, envp); } else { } }
shell 进程先通过 fork 系统调用创建一个进程出来。然后在子进程中调用 execve 将执行的程序文件加载起来,然后就可以调到程序文件的运行入口处运行这个程序了。
这个 fork 系统调用在内核入口是在 kernel / fork.c 下。
//file:kernel/fork.c SYSCALL_DEFINE0(fork) { return do_fork(SIGCHLD, 0, 0, NULL, NULL); }
在 do_fork 的实现中,核心是一个 copy_process 函数,它以拷贝父进程(线程)的方式来生成一个新的 task_struct 出来。
//file:kernel/fork.c long do_fork() { //复制一个 task_struct 出来 struct task_struct *p; p = copy_process(clone_flags, stack_start, stack_size, child_tidptr, NULL, trace); //子任务加入到就绪队列中去,等待调度器调度 wake_up_new_task(p); }
在 copy_process 函数中为新进程申请 task_struct,并用当前进程自己的地址空间、命名空间等对新进程进行初始化,并为其申请进程 pid。
//file:kernel/fork.c static struct task_struct *copy_process() { //复制进程 task_struct 结构体 struct task_struct *p; p = dup_task_struct(current); //进程核心元素初始化 retval = copy_files(clone_flags, p); retval = copy_fs(clone_flags, p); retval = copy_mm(clone_flags, p); retval = copy_namespaces(clone_flags, p); //申请 pid && 设置进程号 pid = alloc_pid(p-nsproxy-pid_ns); p-pid = pid_nr(pid); p-tgid = p-pid; }
执行完后,进入 wake_up_new_task 让新进程等待调度器调度。
不过 fork 系统调用只能是根据当的 shell 进程再复制一个新的进程出来。这个新进程里的代码、数据都还是和原来的 shell 进程的内容一模一样。
要想实现加载并运行另外一个程序,比如我们编译出来的 helloworld 程序,那还需要使用到 execve 系统调用。
三. Linux 可执行文件加载器
其实 Linux 不是写死只能加载 ELF 一种可执行文件格式的。它在启动的时候,会把自己支持的所有可执行文件的解析器都加载上。并使用一个 formats 双向链表来保存所有的解析器。其中 formats 双向链表在内存中的结构如下图所示。
我们就以 ELF 的加载器 elf_format 为例,来看看这个加载器是如何注册的。在 Linux 中每一个加载器都用一个 linux_binfmt 结构来表示。其中规定了加载二进制可执行文件的 load_binary 函数指针,以及加载崩溃文件 的 core_dump 函数等。其完整定义如下
//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 的加载器 elf_format 中规定了具体的加载函数,例如 load_binary 成员指向的就是具体的 load_elf_binary 函数。这就是 ELF 加载的入口。
//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, };
加载器 elf_format 会在初始化的时候通过 register_binfmt 进行注册。
//file:fs/binfmt_elf.c static int __init init_elf_binfmt(void) { register_binfmt(&elf_format); return 0; }
而 register_binfmt 就是将加载器挂到全局加载器列表 - formats 全局链表中。
//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 文件格式以外还支持其它格式,在源码目录中搜索 register_binfmt,可以搜索到所有 Linux 操作系统支持的格式的加载程序。
# 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);
将来在 Linux 在加载二进制文件时会遍历 formats 链表,根据要加载的文件格式来查询合适的加载器。
四、execve 加载用户程序
具体加载可执行文件的工作是由 execve 系统调用来完成的。
该系统调用会读取用户输入的可执行文件名,参数列表以及环境变量等开始加载并运行用户指定的可执行文件。该系统调用的位置在 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 系统调用到了 do_execve_common 函数。我们来看这个函数的实现。
//file:fs/exec.c static int do_execve_common(const char *filename, ) { //linux_binprm 结构用于保存加载二进制文件时使用的参数 struct linux_binprm *bprm; //1申请并初始化 brm 对象值 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遍历查找合适的二进制加载器 search_binary_handler(bprm); }
这个函数中申请并初始化 brm 对象的具体工作可以用下图来表示。
在这个函数中,完成了一下三块工作。
第一、使用 kzalloc 申请 linux_binprm 内核对象。该内核对象用于保存加载二进制文件时使用的参数。在申请完后,对该参数对象进行各种初始化。
第二、在 bprm_mm_init 中会申请一个全新的 mm_struct 对象,准备留着给新进程使用。
第三、给新进程的栈申请一页的虚拟内存空间,并将栈指针记录下来。
第四、读取二进制文件头 128 字节。
我们来看下初始化栈的相关代码。
//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 *); }
在上面这个函数中申请了一个 vma 对象(表示虚拟地址空间里的一段范围),vm_end 指向了 STACK_TOP_MAX(地址空间的顶部附近的位置),vm_start 和 vm_end 之间留了一个 Page 大小。也就是说默认给栈申请了 4KB 的大小。最后把栈的指针记录到 bprm->p 中。
另外再看下 prepare_binprm,在这个函数中,从文件头部读取了 128 字节。之所以这么干,是为了读取二进制文件头为了方便后面判断其文件类型。
//file:include/uapi/linux/binfmts.h #define BINPRM_BUF_SIZE 128 //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); }
在申请并初始化 brm 对象值完后,最后使用 search_binary_handler 函数遍历系统中已注册的加载器,尝试对当前可执行文件进行解析并加载。
在 3.1 节我们介绍了系统所有的加载器都注册到了 formats 全局链表里了。函数 search_binary_handler 的工作过程就是遍历这个全局链表,根据二进制文件头中携带的文件类型数据查找解析器。找到后调用解析器的函数对二进制文件进行加载。
//file:fs/exec.c int search_binary_handler(struct linux_binprm *bprm) { for try=0; try2; try++ { list_for_each_entry(fmt, &formats, lh) { int (*fn)(struct linux_binprm *) = fmt-load_binary; retval = fn(bprm); //加载成功的话就返回了 if (retval = 0) { return retval; } //加载失败继续循环以尝试加载 } } }
在上述代码中的 list_for_each_entry 是在遍历 formats 这个全局链表,遍历时判断每一个链表元素是否有 load_binary 函数。有的话就调用它尝试加载。
回忆一下 3.1 注册可执行文件加载程序,对于 ELF 文件加载器 elf_format 来说,load_binary 函数指针指向的是 load_elf_binary。
//file:fs/binfmt_elf.c static struct linux_binfmt elf_format = { .module = THIS_MODULE, .load_binary = load_elf_binary, };
那么加载工作就会进入到 load_elf_binary 函数中来进行。这个函数很长,可以说所有的程序加载逻辑都在这个函数中体现了。我根据这个函数的主要工作,分成以下 5 个小部分来给大家介绍。
在介绍的过程中,为了表达清晰,我会稍微调一下源码的位置,可能和内核源码行数顺序会有所不同。
4.1 ELF 文件头读取
在 load_elf_binary 中首先会读取 ELF 文件头。
文件头中包含一些当前文件格式类型等数据,所以在读取完文件头后会进行一些合法性判断。如果不合法,则退出返回。
//file:fs/binfmt_elf.c static int load_elf_binary(struct linux_binprm *bprm) { //4.1 ELF 文件头解析 //定义结构题并申请内存用来保存 ELF 文件头 struct { struct elfhdr elf_ex; struct elfhdr interp_elf_ex; } *loc; loc = kmalloc(sizeof(*loc), GFP_KERNEL); //获取二进制头 loc-elf_ex = *((struct elfhdr *)bprm-buf); //对头部进行一系列的合法性判断,不合法则直接退出 if (loc-elf_ex.e_type != ET_EXEC && ){ goto out; } }
4.2 Program Header 读取
在 ELF 文件头中记录着 Program Header 的数量,而且在 ELF 头之后紧接着就是 Program Header Tables。所以内核接下来可以将所有的 Program Header 都读取出来。
//file:fs/binfmt_elf.c static int load_elf_binary(struct linux_binprm *bprm) { //4.1 ELF 文件头解析 //4.2 Program Header 读取 // elf_ex.e_phnum 中保存的是 Programe Header 数量 // 再根据 Program Header 大小 sizeof(struct elf_phdr) // 一起计算出所有的 Program Header 大小,并读取进来 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 清空父进程继承来的资源
在 fork 系统调用创建出来的进程中,包含了不少原进程的信息,如老的地址空间,信号表等等。这些在新的程序运行时并没有什么用,所以需要清空处理一下。
具体工作包括初始化新进程的信号表,应用新的地址空间对象等。
//file:fs/binfmt_elf.c static int load_elf_binary(struct linux_binprm *bprm) { //4.1 ELF 文件头解析 //4.2 Program Header 读取 //4.3 清空父进程继承来的资源 retval = flush_old_exec(bprm); current-mm-start_stack = bprm-p; }
在清空完父进程继承来的资源后(当然也就使用上了新的 mm_struct 对象),这之后,直接将前面准备的进程栈的地址空间指针设置到了 mm 对象上。这样将来栈就可以被使用了。
4.4 执行 Segment 加载
接下来,加载器会将 ELF 文件中的 LOAD 类型的 Segment 都加载到内存里来。使用 elf_map 在虚拟地址空间中为其分配虚拟内存。最后合适地设置虚拟地址空间 mm_struct 中的 start_code、end_code、start_data、end_data 等各个地址空间相关指针。
我们来看下具体的代码:
//file:fs/binfmt_elf.c static int load_elf_binary(struct linux_binprm *bprm) { //4.1 ELF 文件头解析 //4.2 Program Header 读取 //4.3 清空父进程继承来的资源 //4.4 执行 Segment 加载过程 //遍历可执行文件的 Program Header for(i = 0, elf_ppnt = elf_phdata; i < loc->elf_ex.e_phnum; i++, elf_ppnt++) //只加载类型为 LOAD 的 Segment,否则跳过 if (elf_ppnt-p_type != PT_LOAD) continue; //为 Segment 建立内存 mmap, 将程序文件中的内容映射到虚拟内存空间中 //这样将来程序中的代码、数据就都可以被访问了 error = elf_map(bprm-file, load_bias + vaddr, elf_ppnt, elf_prot, elf_flags, 0); //计算 mm_struct 所需要的各个成员地址 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 要加载到内存里的基地址。这个参数有这么几种可能
值为 0,就是直接按照 ELF 文件中的地址在内存中进行映射
值为对齐到整数页的开始,物理文件中可能为了可执行文件的大小足够紧凑,而不考虑对齐的问题。但是操作系统在加载的时候为了运行效率,需要将 Segment 加载到整数页的开始位置处。
4.5 数据内存申请 & 堆初始化
因为进程的数据段需要写权限,所以需要使用 set_brk 系统调用专门为数据段申请虚拟内存。
//file:fs/binfmt_elf.c static int load_elf_binary(struct linux_binprm *bprm) { //4.1 ELF 文件头解析 //4.2 Program Header 读取 //4.3 清空父进程继承来的资源 //4.4 执行 Segment 加载过程 //4.5 数据内存申请&初始化 retval = set_brk(elf_bss, elf_brk); }
在 set_brk 函数中做了两件事情:第一是为数据段申请虚拟内存,第二是将进程堆的开始指针和结束指针初始化一下。
//file:fs/binfmt_elf.c static int set_brk(unsigned long start, unsigned long end) { //1为数据段申请虚拟内存 start = ELF_PAGEALIGN(start); end = ELF_PAGEALIGN(end); if (end start) { unsigned long addr; addr = vm_brk(start, end - start); } //2初始化堆的指针 current-mm-start_brk = current-mm-brk = end; return 0; }
因为程序初始化的时候,堆上还是空的。所以堆指针初始化的时候,堆的开始地址 start_brk 和结束地址 brk 都设置成了同一个值。
4.6 跳转到程序入口执行
在 ELF 文件头中记录了程序的入口地址。如果是非动态链接加载的情况,入口地址就是这个。
但是如果是动态链接,也就是说存在 INTERP 类型的 Segment,由这个动态链接器先来加载运行,然后再调回到程序的代码入口地址。
# 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]
对于是动态加载器类型的,需要先将动态加载器(本文示例中是 ld-linux-x86-64.so.2 文件)加载到地址空间中来。
加载完成后再计算动态加载器的入口地址。这段代码我展示在下面了,没有耐心的同学可以跳过。反正只要知道这里是计算了一个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 文件头解析 //4.2 Program Header 读取 //4.3 清空父进程继承来的资源 //4.4 执行 Segment 加载 //4.5 数据内存申请&堆初始化 //4.6 跳转到程序入口执行 //第一次遍历 program header table //只针对 PT_INTERP 类型的 segment 做个预处理 //这个 segment 中保存着动态加载器在文件系统中的路径信息 for (i = 0; i < loc->elf_ex.e_phnum; i++) { ... } //第二次遍历 program header table, 做些特殊处理 elf_ppnt = elf_phdata; for (i = 0; i < loc->elf_ex.e_phnum; i++, elf_ppnt++){ ... } //如果程序中指定了动态链接器,就把动态链接器程序读出来 if (elf_interpreter) { //加载并返回动态链接器代码段地址 elf_entry = load_elf_interp(&loc->interp_elf_ex, interpreter, &interp_map_addr, load_bias); //计算动态链接器入口地址 elf_entry += loc->interp_elf_ex.e_entry; } else { elf_entry = loc->elf_ex.e_entry; } //跳转到入口开始执行 start_thread(regs, elf_entry, bprm->p); ... }
五、总结
看起来简简单单的一行 helloworld 代码,但是要想把它运行过程理解清楚可却需要非常深厚的内功的。
本文首先带领大家认识和理解了二进制可运行 ELF 文件格式。在 ELF 文件中是由四部分组成,分别是 ELF 文件头 (ELF header)、Program header table、Section 和 Section header table。
Linux 在初始化的时候,会将所有支持的加载器都注册到一个全局链表中。对于 ELF 文件来说,它的加载器在内核中的定义为 elf_format,其二进制加载入口是 load_elf_binary 函数。
一般来说 shell 进程是通过 fork + execve 来加载并运行新进程的。执行 fork 系统调用的作用是创建一个新进程出来。不过 fork 创建出来的新进程的代码、数据都还是和原来的 shell 进程的内容一模一样。要想实现加载并运行另外一个程序,那还需要使用到 execve 系统调用。
在 execve 系统调用中,首先会申请一个 linux_binprm 对象。在初始化 linux_binprm 的过程中,会申请一个全新的 mm_struct 对象,准备留着给新进程使用。还会给新进程的栈准备一页(4KB)的虚拟内存。还会读取可执行文件的前 128 字节。
接下来就是调用 ELF 加载器的 load_elf_binary 函数进行实际的加载。大致会执行如下几个步骤:
ELF 文件头解析
Program Header 读取
清空父进程继承来的资源,使用新的 mm_struct 以及新的栈
执行 Segment 加载,将 ELF 文件中的 LOAD 类型的 Segment 都加载到虚拟内存中
为数据 Segment 申请内存,并将堆的起始指针进行初始化
最后计算并跳转到程序入口执行
当用户进程启动起来以后,我们可以通过 proc 伪文件来查看进程中的各个 Segment。
# cat /proc/46276/maps 00400000-00401000 r--p 00000000 fd:01 396999 /root/work_temp/helloworld 00401000-00402000 r-xp 00001000 fd:01 396999 /root/work_temp/helloworld 00402000-00403000 r--p 00002000 fd:01 396999 /root/work_temp/helloworld 00403000-00404000 r--p 00002000 fd:01 396999 /root/work_temp/helloworld 00404000-00405000 rw-p 00003000 fd:01 396999 /root/work_temp/helloworld 01dc9000-01dea000 rw-p 00000000 00:00 0 [heap] 7f0122fbf000-7f0122fc1000 rw-p 00000000 00:00 0 7f0122fc1000-7f0122fe7000 r--p 00000000 fd:01 1182071 /usr/lib64/libc-2.32.so 7f0122fe7000-7f0123136000 r-xp 00026000 fd:01 1182071 /usr/lib64/libc-2.32.so ...... 7f01231c0000-7f01231c1000 r--p 0002a000 fd:01 1182554 /usr/lib64/ld-2.32.so 7f01231c1000-7f01231c3000 rw-p 0002b000 fd:01 1182554 /usr/lib64/ld-2.32.so 7ffdf0590000-7ffdf05b1000 rw-p 00000000 00:00 0 [stack] ......
虽然本文非常的长,但仍然其实只把大体的加载启动过程串了一下。如果你日后在工作学习中遇到想搞清楚的问题,可以顺着本文的思路去到源码中寻找具体的问题,进而帮助你找到工作中的问题的解。
最后提一下,细心的读者可能发现了,本文的实例中加载新程序运行的过程中其实有一些浪费,fork 系统调用首先将父进程的很多信息拷贝了一遍,而 execve 加载可执行程序的时候又是重新赋值的。所以在实际的 shell 程序中,一般使用的是 vfork。其工作原理基本和 fork 一致,但区别是会少拷贝一些在 execve 系统调用中用不到的信息,进而提高加载性能。
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