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1、obj文件
程序员编写程序，其实就是编写出一个2进制（binary）文件。假如我们声明一个变量char c，也就是声明需要一个8bit的空间，那么就需要向系统声明豫留8bit的空间，怎么做到这一点呢？就是编译一个特殊的2进制文件--obj文件，用gcc编译的C语言得到的执行文件，里面不仅包含CPU指令，还有很多别的信息在里面，它有很多格式COFF、ELF……等等，在最后一道编译过程中，链接器（linker）ld会加载一堆信息进入可执行文件。例如，当有多个编译后等待链接的.o这种可重定位（relocatable）文件，既然这些文件里面参数或者函数名的相对位置只是本身所在.o文件的相对位置，就有一些信息要告诉链接编辑器（link editor）怎么修改section的内容，来做relocate，也就是做地址的重新参照以便合成一个新的可执行文件。
一个obj文件有两个重要时期，一个是正在链接（link）的时候，也就是处在
硬盘（disk）里的时候；一个是正在执行的时候，当然这时它位于内存里。我们平时说的ld linker其实叫link editor，最后编译的步骤ld把该有的信息写进可执行文件。如果是static link就会去找libxxx.a的函数库文件，把想要的程序代码片段拷贝一份进可执行文件，并且做成relocation后，把跳来跳去的参照写进可执行文件，这个文件就可以执行。
2、动态链接文件
相对于静态链接（static link）拷贝原有的程序代码进可执行文件，动态链接不那样做，link editor把一些信息写进可执行文件而已。例如，需要的程序库名、函数名等，最后执行的时候，必须呼叫dynamic linker來做program
intepreter，dynamic linker会根据需要的函数库名称，把想要的函数名字创造一个可执行的image放到内存，所以执行有动态链接的执行文件，最后通常都是由OS的exec系列的system call与dynamic linker如ld.so联合完成。
dynamic linker通常会做如下工作：
（1）把可执行文件的内容加载到process image
（2）把shared obj需要的东西加载到process image
（3）完成relocation
本来这些obj文件里面的虚拟地址应该和文件的地址有相对应的偏移（offset），而文件首地址通常是0x08040800，这是绝对虚拟地址，但它只适合可执行文件，例如Linux extuable file通常是：
file offset virtual address
----------- ----------------
0x0 0x08048000
0x100 0x08048100
shared obj函数库里的程序代码必须为位置无关代码Position
Independent Code (PIC)，也就是说它的地址可能会随不同process而有不同，例如，一个程序只用了libc.so、ld-linux.so，通常这时候lib.so是从0x40017000开始的，但如果另一个程序多用一个libm.so，那么libc.so从0x40034000开始两个的printf参照（reference），就会有不同的地址，所以这种动态函数库的内部资料就要说明这些code是PIC。
3、ELF文件
（1）简介
现在最常用的是一种叫ELF格式（executable and linkable format)的执行文件，ELF定义了一些变量与信息使得动态链接更有弹性，一个ELF的2进制文件按照spec 1.1版的说法有6种，下列是较常见的：
relocatable：它就是编译时产生的.o文件，包含了代码和数据（这些数据是和其 他 重定位文件和共享的object文件一起连接时使用的）
executable：它就是最后的可执行文件，包含了代码和数据shared obj：它就是在/lib /usr/lib下那些可动态链接的函数库文件，包含了代码和数据（这些数据是在连接时候被连接器ld和运行时动态连接器使用的）
core：Core Dump时产生的文件，包含了一堆garbage数据
注意：这些ELF文件已经是广义的2进制文件，不单指可执行文件。
（2）ELF组成
一个ELF obj文件随它存在的时期有不一样的需求和组成名字，在要链接linking时期位于硬盘，包含了：
ELF header
program header table (可以不要)
section 0
section 1
section 2
section 3
section ...
section n
section header table
ELF header放了ELF定义的一些ELF格式识别字串（俗称magic number），还有obj文件（shared obj,relocatable或者executable）这些一般（general）的信息；program header table是描述了段（segment）信息的结构数组和一些为程序运行准备的信息。segement和section不大一样，是属于程序执行时期的元素，所以在程序执行时期是必要的，在链接时期是不必要的，所以如果程序不做链接动作，只要有program header table就可以；section header table就是一个索引表，来记录各个section的索引，sections就是把需要的资料根据属性用途分门别类后的小集合，有.bss .data .init .debug .dynamic .fini .text………，其中比较重要的有：
.text
里面保存真的CPU指令
.bss
保存没有initialize的data
主要是声明的global与static变量
.data
保存initialize的data
写程序用到的函数名，变量名分布在多个source code目录里时，需要一个
参照（reference）的信息做连接这些名字，symbol是着被给linker来做连接用的，因为obj文件分散存在，要把这些obj文件的代码集合起来，就要靠symbol
来辨别，string table存有很多行字串，每行字串用NULL来分开，每行字串就是symbol和section的名字。symbol table是一张表，存有将来要定址或重新定址所要的symbol定义和参照信息。shared lib的obj文件还有.dynsym这个section，里面存有dynamic symbol table，动态链接的时候使用。另外，如果将来的程序要用debug工具调试，编译时要加-g这个选项，它会根据sumbol
和string table放进debug多需要的信息给obj文件，这样的信息现在大都用一种叫stab的格式存放，这同时也会让执行文件大小增加到将近3倍。
在ELF不同的文件型态里，ELF定义的信息该有的都有，header section……只是里面的值或有不同而已。
Unix/Linux通常从一个_start函数开始而不是从main开始，_start后来会调用main,所以如果要精简程序，就不要用gcc编译，直接汇编用_start就可以了（^_^）。另外像section header table如果不需要做链接也可以不要，还有可执行文件的symbol table等，其实这些可以全部不要，不过要用汇编并同GAS来生成可执行文件。其实还有很多东西，这就是为什么即使根本没有调用任何函数，做成的动态文件，用ldd看一定有ld-linux.so libc.so了。
而一个存在内存中的process image，如下所示：
ELF header
program header table
segment 0
segment 1
segment 2
segment ...
segment n
section header table (可以不要)
Segment有Text，Data等，根据OS定义不同，Text根据存在硬盘文件里的.txt .fini等section来的，Data段根据.data .bss等section来的，一个segment通常包含了 一个或一个以上的section，这些section在程序员角度来看更显的重要。
在支持ELF的系统上，一个程序是由可执行文件或者加上一些shared obj文件组成。为了执行这样的程序，系统使用那些文件创建进程的内存映像。为了使一个ELF文件装载到内存，必须有一个program header table(该program header table 是一个描述段信息的结构数组和一些为程序运行准备的信息)。这里有几个在ELF文档中定义的比较特别的sections。以下这些是对程序特别有用的：
.fini
保存进程终止代码指令
因此，当一个程序正常退出时，系统安排执行这个section中的代码
.init
保存可执行指令，它构成了进程的初始化代码
因此，当一个程序开始运行时，在main函数被调用前（C语言称为main）,
系统安排执行这个section中的代码
.init和.fini sections的存在有着特别的目的。假如一个函数放到.init section，在main函数执行前系统就会执行它。同理，假如一个函数放到.fini section，在main函数返回后该函数就会执行。该特性被C++编译器使用，完成全局的构造和析构函数功能。
当ELF可执行文件被执行，系统将在把控制权交给可执行文件前装载所以相关
的共享object文件。构造正确的.init和.fini sections,构造函数和析构函数将以正确的次序被调用。
Unix/Linux的虚拟内存使用有这样的范围：
user area
0x0 ~ 0x0bffffff ->; 3GB
kernel area
0x0c000000 ~ 0xffffffff ->; 1GB
以下面程序代码为例：
int global;
static int func1 (void)
{
static int b;
int *c;
int d;
func2();
return 1;
}
int func2 (void)
{
int c;
static int d;
return 2;
}
int main(void)
{
int a;
static int b;
int init = 3;
func1();
return 3;
}
那么从一个Linux执行文件在内存中看起来是这个样子：
i386 Linux的执行image
Virtual Address Allocation
|----------------------------------|0x0
| |-----------------------------| |
| | | |
| | Thread stack | |
| |------------------------------| |
| |
| |------------------------------| |0x08048000 Text
| | executable | | Data
| | | | ……
| | | |
| | | |
| | | |
| |------------------------------| |
| |
| |------------------------------| |0x40000000 ld-linux.so
| | | | libm.so
| | shared LIB | | libc.so
| | | |
| | Stack | |
| | | |
3GB| |----------------------------- | |
| |
| |------------------------------| |0xc0000000
| | | |
| | Kernel Code and Data | |
| | | |
| |-------------------------------| |
4GB|--------------------------------- |0xffffffff
其中0x08048000 ~ 0x40000000 ~ 0xc0000000是这样存在的。
从C角度看的image:
0x08048000
|--------------------------------------------------------|
| |--------------------------------------------------| |
| | main() | |
| | xxxx Text | |
| | func1 （instrction） | |
| | xxxx | |
| | func2 | |
| | xxxx | |
| |-------------------------------------------------| |
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| |-------------------------------------------------| |
| | int global Data | |
| | static int b(main) static int b(func1) | |
| | static int c(func2) | |
| |-------------------------------------------------| |
| |
| |-------------------------------------------------| |
| | malloc(int) Heap | |
| |-------------------------------------------------| |
| | |
| | |
| \|/ |
|--------------------------------------------------------|
| 0x40000000 |
| |
| |
|--------------------------------------------------------|
| /|\ |
| | |
| | |
| |-------------------------------------------------| |
| | func2 int c Stack 2 | |
| |-------------------------------------------------| |
| |
| |-------------------------------------------------| |
| | func1 int b Stack 1 | |
| |-------------------------------------------------| |
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| |-------------------------------------------------| |
| | main() argv[0] argv[1] … | |
| |-------------------------------------------------| |
|--------------------------------------------------------|
0xbfffffff
所以可以清楚的知道不同变量（global，static or auto）的生命周期（storage class），和不同变量的有效范围（scope）。
Kernel code和data当然存在内存中，所以实际上都还要经过page table
转成实际地址。在0x0~ 0xbfffffff中的page table，每个process有不同page
table，但在0xc0000000以下的page table，则都一样。 |
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发表于 2005-04-30 01:05
