可執(zhí)行文件的裝載與進(jìn)程小結(jié)
進(jìn)程的虛擬地址空間
??每個程序被運行起來之后都擁有自己獨立的虛擬地址空間，這個虛擬地址空間的大小是CPU的位數(shù)決定的。比如邦鲫，32位的硬件平臺決定了虛擬地址空間的地址為（2^32-1）例获，也就是我們常說的4GB虛擬內(nèi)存的大小。
??需要注意的是印叁，分配的4GB的虛擬空間并不是全部給進(jìn)程的被冒，比如，linux下1GB給操作系統(tǒng)轮蜕，余下的3GB中基本上都分配給進(jìn)程昨悼，但是3GB中的其中小部分要分配給其他用途；win下面按照2GB跃洛、2GB進(jìn)行類似的劃分率触。-
裝載的方式
- 裝載的基本思想
??將程序最常用的部分駐留在內(nèi)存。最常用的方法是頁映射汇竭，如下葱蝗。 - 頁映射
??要完成頁映射就要將內(nèi)存和磁盤中的數(shù)據(jù)和指令按“頁”為單位劃分成若干頁穴张，以后所有的裝載和操作的單位就是頁。下圖就是可執(zhí)行文件（虛擬空間）與物理內(nèi)存的映射（不考慮程序運行的虛擬地址空間）：
??關(guān)于頁的操作有很多種情況两曼，比如“內(nèi)存滿時的頁置換”皂甘、“頁錯誤”等等情況下采取的種種策略（FIFO、LUR）這里不再贅述悼凑。
- 裝載的基本思想
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從操作系統(tǒng)的角度看可執(zhí)行文件的裝載方法
- 進(jìn)程的創(chuàng)建
??從操作系統(tǒng)的角度看叮贩，一個進(jìn)程最關(guān)鍵的特征就是他有獨立的虛擬地址空間，這使得它有別于其他進(jìn)程佛析，上述的映射關(guān)系直接使用物理地址進(jìn)行操作益老，那么每次頁裝入的時候就要就行重定位，所以我們需要引入進(jìn)程的虛擬運行地址空間寸莫。那么捺萌，下面就說一下從操作系統(tǒng)角度看一個程序被執(zhí)行的大致過程：
??1.首先是創(chuàng)建程序?qū)?yīng)的虛擬地址空間。即進(jìn)行虛擬地址空間與程序執(zhí)行的物理內(nèi)存的映射（方向是進(jìn)程虛擬空間到進(jìn)程物理內(nèi)存）膘茎。我們知道一個虛擬空間由一組頁映射函數(shù)將虛擬空間各個頁映射至相應(yīng)的物理空間桃纯。此處所謂的“創(chuàng)建”并不是創(chuàng)建空間，而是創(chuàng)建虛擬空間到物理內(nèi)存空間的映射函數(shù)所需要的一系列的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)披坏，對于Linux就是創(chuàng)建一個“頁目錄”結(jié)構(gòu)即可态坦，并不需要設(shè)置虛擬頁到物理頁的映射關(guān)系。linux下將虛擬空間的各個頁映射至相應(yīng)的物理空間棒拂，實際上只是分配了一個頁目錄（Page Directory）就可以了伞梯，并且不用設(shè)置頁映射關(guān)系，這些映射關(guān)系到后面程序發(fā)生頁錯誤的時候再進(jìn)行設(shè)置帚屉。
??2.讀取可執(zhí)行文件頭谜诫，建立進(jìn)程虛擬地址空間和可執(zhí)行文件的映射關(guān)系。這一步將可執(zhí)行文件空間與虛擬空間關(guān)聯(lián)起來（方向是可執(zhí)行文件虛擬空間到進(jìn)程虛擬空間）攻旦，使得發(fā)生缺頁錯誤時喻旷，OS能夠知道到可執(zhí)行文件中的哪個位置去找到所需要加載到物理內(nèi)存的內(nèi)容；這種映射關(guān)系只是保存在操作系統(tǒng)內(nèi)部的一個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)牢屋。Linux中將進(jìn)程虛擬空間中的一個段叫做虛擬內(nèi)存區(qū)域（VMA且预，Virtual Memory Area）；在Windows中將這個叫做虛擬段（Virtual Section）烙无。
??【注意】由于可執(zhí)行文件在裝載的時候?qū)嶋H上是被映射的虛擬空間锋谐，所以可執(zhí)行文件很多時候被稱作映射文件。進(jìn)程虛擬地址空間和可執(zhí)行文件的映射關(guān)系如下：
??3.設(shè)置CPU的指令寄存器為可執(zhí)行文件的入口地址皱炉，啟動運行：OS將控制權(quán)交給了進(jìn)程怀估。從進(jìn)程的角度看這一步可以簡單的認(rèn)為操作系統(tǒng)執(zhí)行了一條跳轉(zhuǎn)指令，直接跳轉(zhuǎn)到可執(zhí)行文件的入口（ELF文件頭中保存了入口地址項）。 - 頁錯誤
??完成上述三個步驟之后多搀，其實OS僅僅只是可執(zhí)行文件與進(jìn)程虛存之間建立起了映射——即通常意義上所說的程序加載到了內(nèi)存歧蕉，實際上這里說的是程序完全加載到了虛擬內(nèi)存，但是代碼和數(shù)據(jù)根本就沒有加載到物理內(nèi)存中康铭，進(jìn)程虛存與物理內(nèi)存空間的映射關(guān)系其實也沒有建立起來（上面也說了在“頁錯誤階段進(jìn)行映射關(guān)系的設(shè)置”）惯退，這樣程序一旦開始執(zhí)行，將會立即出現(xiàn)缺頁錯誤从藤，即程序?qū)⒁L問的進(jìn)程虛存地址并沒有映射到物理內(nèi)存空間的某個page（虛擬頁）催跪，（頁錯誤的處理線程執(zhí)行）此時OS會重新接管系統(tǒng)控制權(quán)，查詢剛才第二步保存的可執(zhí)行文件到進(jìn)程虛存映射關(guān)系的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)夷野，找到所缺的虛擬頁對應(yīng)于可執(zhí)行文件中的偏移懊蒸，然后在進(jìn)程物理內(nèi)存分配一個物理頁，將可執(zhí)行文件中的內(nèi)容從磁盤讀入到內(nèi)存中悯搔，并將這個物理頁（進(jìn)程物理內(nèi)存）與該虛擬頁（進(jìn)程虛存）建立起映射骑丸，然后OS將控制權(quán)重新交給進(jìn)程，程序繼續(xù)執(zhí)行妒貌。如下圖所示：
- 進(jìn)程的創(chuàng)建
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進(jìn)程虛存空間分布
- ELF文件在映射到進(jìn)程虛存的過程中是以系統(tǒng)的頁作為單位的通危，那么每個段在映射時的長度都應(yīng)該是系統(tǒng)頁長度的整數(shù)倍；如果不是那么多余部分也將占用一頁灌曙。這樣的話內(nèi)存浪費是大問題菊碟。
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ELF文件中, 段的權(quán)限只有為數(shù)不多的幾種組合:
1.以代碼段為代表的權(quán)限為可讀可執(zhí)行的段
2.以數(shù)據(jù)段和BSS段為代表的權(quán)限為可讀可寫的段
3.以只讀數(shù)據(jù)段為代表的權(quán)限為只讀的段。
對于相同權(quán)限的段在刺，把它們合并到一起當(dāng)作一個段進(jìn)行映射逆害。如下圖，".text"和".init"段都是可讀可執(zhí)行的增炭，則進(jìn)行合并忍燥，形成一個"segment"：
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堆和棧
kernel使用VMA劃分來管理進(jìn)程的虛擬地址空間。典型的進(jìn)程包括代碼：
1.代碼VMA（RE屬性隙姿，有映像文件）
2.數(shù)據(jù)VMA（RWE屬性，有映像文件）
3.堆VMA（RWE屬性厂捞，無映像文件输玷，向上擴(kuò)展）
4.棧VMA（RW屬性，無映像文件靡馁，向下擴(kuò)展）
如下圖所示：
【需要注意】其實DATA segment對應(yīng)的就是DATA VMA欲鹏；CODE segment對應(yīng)的就是CODE VMA。幾乎在每一個進(jìn)程的VMS視圖中都可以看見[heap]和[stack]這兩個VMA臭墨，但是這兩個VMA在可執(zhí)行文件中都沒有對應(yīng)的segment存在赔嚎，所以它們被稱之為匿名VMA。malloc()庫函數(shù)就是從堆VMA中分配空間。
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Linux內(nèi)核裝載ELF過程
??Linux環(huán)境下尤误，fork系統(tǒng)調(diào)用將會創(chuàng)建一個與當(dāng)前task完全一樣的新task侠畔，直到應(yīng)用程序調(diào)用exec*系列的Glibc庫函數(shù)最終調(diào)用execve()系統(tǒng)調(diào)用之后，Linux內(nèi)核才開始真正裝載ELF可執(zhí)行文件（映像文件）损晤。execve內(nèi)核入口為sys_execve()软棺，隨之調(diào)用do_execve()將查找這個可執(zhí)行文件，如果找到則讀取ELF可執(zhí)行文件的前128個字節(jié)尤勋，然后調(diào)用search_binary_handle()通過ELF文件頭中的e_ident得到可執(zhí)行文件的Magic Number喘落，判斷出這是一個什么類型的可執(zhí)行文件，并調(diào)用不同可執(zhí)行文件的裝載處理程序最冰，對于ELF可執(zhí)行文件而言瘦棋，其裝載處理程序為load_elf_binary()，這個函數(shù)將會把execve系統(tǒng)調(diào)用的返回地址修改為ELF可執(zhí)行文件的入口點暖哨，對于靜態(tài)鏈接得到的ELF文件即文件頭中定義的e_entry兽狭，對于動態(tài)鏈接得到的ELF可執(zhí)行文件則是動態(tài)鏈接器。一步一步返回到sys_execve()之后鹿蜀，因為返回地址已經(jīng)被修改為了ELF程序入口地址了箕慧，所以系統(tǒng)調(diào)用返回到用戶態(tài)之后，EIP指令寄存器將直接跳轉(zhuǎn)到ELF程序入口地址茴恰，程序開始執(zhí)行颠焦，裝載完成。
ELF文件的裝載過程：fork -> execve() -> sys_execve() -> do_execve()
do_execve() 讀取文件的前128個字節(jié)判斷文件的格式（一般根據(jù)魔數(shù)來判斷往枣，比如elf的頭四個字節(jié)為：0x7F, e, l, f）伐庭。
??然后調(diào)用search_binary_handle()去搜索和匹配合適的可執(zhí)行文件裝載處理過程，對于elf則調(diào)用load_elf_binary():- 檢查ELF可執(zhí)行文件格式的有效性
- 尋找動態(tài)鏈接的“.interp”段分冈，設(shè)置動態(tài)連接器路徑
- 根據(jù)ELF可執(zhí)行文件的程序頭表的描述圾另，對ELF文件進(jìn)行映射，比如代碼雕沉、數(shù)據(jù)集乔、只讀數(shù)據(jù)。
- 根據(jù)ELF進(jìn)程環(huán)境坡椒，比如進(jìn)程啟動是EDX寄存器的地址應(yīng)該是DT_FINI的地址扰路。
- 將系統(tǒng)調(diào)用的返回地址修改成ELF可執(zhí)行文件的入口點，這個入口點取決于程序的鏈接方式倔叼，靜態(tài)ELF可執(zhí)行文件為e_entry所指的地址汗唱，對于動態(tài)ELF入口點為動態(tài)連接器。
Load_elf_binary()執(zhí)行完畢丈攒，返回至do_execve()再返回至sys_execve()哩罪，最后一步的系統(tǒng)調(diào)用返回地址改成了被裝在的ELF程序入口地址授霸。當(dāng)sys_execve()系統(tǒng)調(diào)用從內(nèi)核態(tài)返回到用戶態(tài)時，EIP寄存器直接跳轉(zhuǎn)到了ELF程序的入口地址际插，新程序開始執(zhí)行碘耳。
