# 7.9 加载可执行目标文件

要运行可执行目标文件 prog，我们可以在 Linux shell 的命令行中输入它的名字：

```c
linux> ./prog
```

因为 prog 不是一个内置的 shell 命令，所以 shell 会认为 prog 是一个可执行目标文件，通过调用某个驻留在存储器中称为加载器（loader）的操作系统代码来运行它。任何 Linux 程序都可以通过调用 execve 函数来调用加载器，我们将在 8.4.6 节中详细描述这个函数。加载器将可执行目标文件中的代码和数据从磁盘复制到内存中，然后通过跳转到程序的第一条指令或入口点来运行该程序。这个将程序复制到内存并运行的过程叫做**加载**。

每个 Linux 程序都有一个运行时内存映像，类似于图 7-15 中所示。在 Linux 86-64 系统中，代码段总是从地址 0x400000 处开始，后面是数据段。运行时**堆**在数据段之后，通过调用 malloc 库往上增长。（我们将在 9.9 节中详细描述 mallow 和堆。）堆后面的区域是为共享模块保留的。用户栈总是从最大的合法用户地址（ $$\small 2^{48}-1$$ ）开始，向较小内存地址增长。栈上的区域，从地址 $$\small 2^{48}$$ 开始，是为**内核**（kernel）中的代码和数据保留的，所谓内核就是操作系统驻留在内存的部分。

为了简洁，我们把堆、数据和代码段画得彼此相邻，并且把栈顶放在了最大的合法用户地址处。实际上，由于 .data 段有对齐要求（见 7.8 节），所以代码段和数据段之间是有间隙的。同时，在分配栈、共享库和堆段运行时地址的时候，链接器还会使用地址空间布局随机化（ASLR，参见 3.10.4 节）。虽然每次程序运行时这些区域的地址都会改变，它们的相对位置是不变的。

当加载器运行时，它创建类似于图 7-15 所示的内存映像。在程序头部表的引导下，加载器将可执行文件的片（chunk）复制到代码段和数据段。接下来，加载器跳转到程序的入口点，也就是 `_start`函数的地址。这个函数是在系统目标文件 ctrl.o 中定义的，对所有的 C 程序都是一样的。`_start` 函数调用系统启动函数 \_\_libc\_start\_main，该函数定义在 libc.so 中。它初始化执行环境，调用用户层的 main 函数，处理 main 函数的返回值，并且在需要的时候把控制返回给内核。

![](https://4154149387-files.gitbook.io/~/files/v0/b/gitbook-legacy-files/o/assets%2F-MHt_spaxGgCbp2POnfq%2F-MI8pquOBkqRu_B1qWTy%2F-MI8q_Q9zCjP43SJa6VX%2F07-15%20Linux%20x86-64%20%E8%BF%90%E8%A1%8C%E6%97%B6%E5%86%85%E5%AD%98%E6%98%A0%E5%83%8F.png?alt=media\&token=9d8f7d7e-ccda-48d1-814a-8a38ccb2ff8a)

> 图 7-15 Linux x86-64 运行时内存映像。没有展示出由于段对齐要求和地址空间布局随机化（ASLR）造成的空隙。区域大小不成比例

{% hint style="info" %}

### 旁注 - 加载器实际是如何工作的？

我们对于加载的描述从概念上来说是正确的，但也不是完全准确，这是有意为之。要理解加载实际是如何工作的，你必须理解进程、虚拟内存和内存映射的概念，这些我们还没有加以讨论。在后面第 8 章和第 9 章中遇到这些概念时，我们将重新回到加载的问题上，并逐渐向你揭开它的神秘面纱。

对于不够有耐心的读者，下面是关于加载实际是如何工作的一个概述：Linux 系统中的每个程序都运行在一个进程上下文中，有自己的虚拟地址空间。当 shell 运行一个程序时，父 shell 进程生成一个子进程，它是父进程的一个复制。子进程通过 execve 系统调用启动加载器。加载器删除子进程现有的虚拟内存段，并创建一组新的代码、数据、堆和栈段。新的栈和堆段被初始化为零。通过将虚拟地址空间中的页映射到可执行文件的页大小的片（chunk），新的代码和数据段被初始化为可执行文件的内容。最后，加载器跳转到\_start 地址，它最终会调用应用程序的 main 函数。除了一些头部信息，在加载过程中没有任何从磁盘到内存的数据复制。直到 CPU 引用一个被映射的虚拟页时才会进行复制，此时，操作系统利用它的页面调度机制自动将页面从磁盘传送到内存。
{% endhint %}


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