你写的代码是如何跑起来的

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 表示可都、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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风君子

独自遨游何稽首 揭天掀地慰生平

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