# 装载概述
# 装载理论篇
## 创建虚拟地址空间
## 读取可执行文件头，并且建立虚拟空间与可执行文件的映射关系
## 将CPU指令寄存器设置成可执行文件入口，启动运行
# Mach-O文件的装载
# * Linux ELF文件的装载（了解）
先附上源码地址：结合 XNU 源码(应该不是最新的，且不怎么全，不过用来分析学习也差不多了)，来看加载器的流程，效果更好。重要的两个类：
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bsd/kern/kern_exec.c：进程执行的相关操作：线程创建、数据初始化等。 -
bsd/kern/mach_loader.c：Mach-O文件解析加载相关。第二节中提到的Mach-O文件中的内核加载器负责处理的load command 对应的内核中处理的函数都在该文件中，比如处理LC_SEGMET命令的load_segment函数、处理LC_LOAD_DYLINKER命令的load_dylinker函数(负责调用命令指定的动态链接器)。
# 装载概述
在链接完成之后，应用开始运行之前，有一段装载过程，我们都知道程序执行时所需要的指令和数据必须在内存中才能够被正常运行。
最简单的办法就是将程序运行所需要的指令和数据全都装入内存中，这样程序就可以顺利运行，这就是最简单的静态装入的办法。
但是很多情况下程序所需要的内存数量大于物理内存的数量，当内存的数量不够时，根本的解决办法就是添加内存。相对于磁盘来说，内存是昂贵且稀有的，这种情况自计算机磁盘诞生以来一直如此。所以人们想尽各种办法，希望能够在不添加内存的情况下让更多的程序运行起来，尽可能有效地利用内存。后来研究发现，程序运行时是有局部性原理的，所以我们可以将程序最常用的部分驻留在内存中，而将一些不太常用的数据存放在磁盘里面，这就是动态装入的基本原理。（这也是虚拟地址空间机制要解决的问题，这里不再赘述，大学都学过）
覆盖装入（Overlay）和页映射（Paging）是两种很典型的动态装载方法，它们所采用的思想都差不多，原则上都是利用了程序的局部性原理。动态装入的思想是程序用到哪个模块，就将哪个模块装入内存，如果不用就暂时不装入，存放在磁盘中。
# 装载理论篇
在虚拟存储中，现代的硬件MMU都提供地址转换的功能。有了硬件的地址转换和页映射机制，操作系统动态加载可执行文件的方式跟静态加载有了很大的区别。
事实上，从操作系统的角度来看，一个进程最关键的特征是它拥有独立的虚拟地址空间，这使得它有别于其他进程。很多时候一个程序被执行同时都伴随着一个新的进程的创建，那么我们就来看看这种最通常的情形：创建一个进程，然后装载相应的可执行文件并且执行。在有虚拟存储的情况下，上述过程最开始只需要做三件事情：
- 创建一个独立的虚拟地址空间。
- 读取可执行文件头，并且建立虚拟空间与可执行文件的映射关系。
- 将CPU的指令寄存器设置成可执行文件的入口地址，启动运行。
首先是创建虚拟地址空间。一个虚拟空间由一组页映射函数将虚拟空间的各个页映射至相应的物理空间，所以创建一个虚拟空间实际上并不是创建空间而是创建映射函数所需要的相应的数据结构，在i386 的Linux下，创建虚拟地址空间实际上只是分配一个页目录（Page Directory）就可以了，甚至不设置页映射关系，这些映射关系等到后面程序发生页错误的时候再进行设置。
读取可执行文件头，并且建立虚拟空间与可执行文件的映射关系。上面那一步的页映射关系函数是虚拟空间到物理内存的映射关系，这一步所做的是虚拟空间与可执行文件的映射关系。我们知道，当程序执行发生页错误时，操作系统将从物理内存中分配一个物理页，然后将该“缺页”从磁盘中读取到内存中，再设置缺页的虚拟页和物理页的映射关系，这样程序才得以正常运行。
但是很明显的一点是，当操作系统捕获到缺页错误时，它应知道程序当前所需要的页在可执行文件中的哪一个位置。这就是虚拟空间与可执行文件之间的映射关系。从某种角度来看，这一步是整个装载过程中最重要的一步，也是传统意义上“装载”的过程。
由于可执行文件在装载时实际上是被映射的虚拟空间，所以可执行文件很多时候又被叫做映像文件（Image）。
很明显，这种映射关系只是保存在操作系统内部的一个数据结构。Linux中将进程虚拟空间中的一个段叫做虚拟内存区域（VMA, Virtual Memory Area）；在Windows中将这个叫做虚拟段（Virtual Section），其实它们都是同一个概念。
VMA是一个很重要的概念，它对于我们理解程序的装载执行和操作系统如何管理进程的虚拟空间有非常重要的帮助。
操作系统在内部保存这种结构，很明显是因为当程序执行发生段错误时，它可以通过查找这样的一个数据结构来定位错误页在可执行文件中的位置。
将CPU指令寄存器设置成可执行文件入口，启动运行。第三步其实也是最简单的一步，操作系统通过设置CPU的指令寄存器将控制权转交给进程，由此进程开始执行。这一步看似简单，实际上在操作系统层面上比较复杂，它涉及内核堆栈和用户堆栈的切换、CPU运行权限的切换。不过从进程的角度看这一步可以简单地认为操作系统执行了一条跳转指令，直接跳转到可执行文件的入口地址(通常是text区的地址)。
- ELF文件头中，有
e_entry字段保存入口地址 - Mach-O文件中的
LC_MAIN加载指令作用就是设置程序主程序的入口点地址和栈大小)
# Mach-O文件的装载
(二) Mach-O 文件结构 介绍 Mach Heade 中的 Load Command 加载命令，结合其用途，就可以简单看出可执行文件的装载流程：
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首先，是由内核加载器(定义在
bsd/kern/mach_loader.c文件中)来处理一些需要由内核加载器直接使用的加载命令。内核的部分(内核加载器)负责新进程的基本设置——分配虚拟内存，创建主线程，以及处理任何可能的代码签名/加密的工作。（这也是本篇内容主要讲的） -
接着，对于需要动态链接(使用了动态库)的可执行文件(大部分可执行文件都是动态链接的)来说，控制权会转交给链接器，链接器进而接着处理文件头中的其他加载命令。真正的库加载和符号解析的工作都是通过
LC_LOAD_DY LINKER命令指定的动态链接器在用户态完成的。（下一篇文章再细讲dyld及动态链接）
下面通过代码来看一下具体的过程。下面通过一个调用栈图来说明， 这里面每个方法都做了很多事情，这里只注释了到_dyld_start的关键操作，很简略。有兴趣可以详细看源码kern_exec.c、mach_loader.c
▼ execve // 用户点击了app，用户态会发送一个系统调用 execve 到内核
▼ __mac_execve // 主要是为加载镜像进行数据的初始化，以及资源相关的操作，以及创建线程
▼ exec_activate_image // 拷贝可执行文件到内存中，并根据不同的可执行文件类型选择不同的加载函数，所有的镜像的加载要么终止在一个错误上，要么最终完成加载镜像。
// 在 encapsulated_binary 这一步会根据image的类型选择imgact的方法
/*
* 该方法为Mach-o Binary对应的执行方法；
* 如果image类型为Fat Binary，对应方法为exec_fat_imgact；
* 如果image类型为Interpreter Script，对应方法为exec_shell_imgact
*/
▼ exec_mach_imgact
▶︎ // 首先对Mach-O做检测，会检测Mach-O头部，解析其架构、检查imgp等内容，判断魔数、cputype、cpusubtype等信息。如果image无效，会直接触发assert(exec_failure_reason == OS_REASON_NULL); 退出。
// 拒绝接受Dylib和Bundle这样的文件，这些文件会由dyld负责加载。然后把Mach-O映射到内存中去，调用load_machfile()
▼ load_machfile
▶︎ // load_machfile会加载Mach-O中的各种load monmand命令。在其内部会禁止数据段执行，防止溢出漏洞攻击，还会设置地址空间布局随机化（ASLR），还有一些映射的调整。
// 真正负责对加载命令解析的是parse_machfile()
▼ parse_machfile //解析主二进制macho
▶︎ /*
* 首先，对image头中的filetype进行分析，可执行文件MH_EXECUTE不允许被二次加载(depth = 1)；动态链接编辑器MH_DYLINKER必须是被可执行文件加载的(depth = 2)
* 然后，循环遍历所有的load command，分别调用对应的内核函数进行处理
* LC_SEGMET：load_segment函数：对于每一个段，将文件中相应的内容加载到内存中：从偏移量为 fileoff 处加载 filesize 字节到虚拟内存地址 vmaddr 处的 vmsize 字节。每一个段的页面都根据 initprot 进行初始化，initprot 指定了如何通过读/写/执行位初始化页面的保护级别。
* LC_UNIXTHREAD：load_unixthread函数，见下文
* LC_MAIN：load_main函数
* LC_LOAD_DYLINKER：获取动态链接器相关的信息，下面load_dylinker会根据信息，启动动态链接器
* LC_CODE_SIGNATURE：load_code_signature函数，进行验证，如果无效会退出。理论部分，回见第二节load_command `LC_CODE_SIGNATURE `部分。
* 其他的不再多说，有兴趣可以自己看源码
*/
▼ load_dylinker // 解析完 macho后，根据macho中的 LC_LOAD_DYLINKER 这个LoadCommand来启动这个二进制的加载器，即 /usr/bin/dyld
▼ parse_machfile // 开始解析 dyld 这个mach-o文件
▼ load_unixthread // 解析 dyld 的 LC_UNIXTHREAD 命令，这个过程中会解析出entry_point
▼ load_threadentry // 获取入口地址
▶︎ thread_entrypoint // 里面只有i386和x86架构的，没有arm的，但是原理是一样的
▶︎ //上一步获取到地址后，会再加上slide，ASLR偏移，到此，就获取到了dyld的入口地址，也就是 _dyld_start 函数的地址
▼ activate_exec_state
▶︎ thread_setentrypoint // 设置entry_point。直接把entry_point地址写入到用户态的寄存器里面了。
//这一步开始，_dyld_start就真正开始执行了。
▼ dyld
▼ __dyld_start // 源码在dyldStartup.s这个文件，用汇编实现
▼ dyldbootstrap::start()
▼ dyld::_main()
▼ //函数的最后，调用 getEntryFromLC_MAIN，从 Load Command 读取LC_MAIN入口，如果没有LC_MAIN入口，就读取LC_UNIXTHREAD，然后跳到主程序的入口处执行
▼ 这是下篇内容
# * Linux ELF文件的装载（了解）
首先在用户层面，bash进程会调用fork()系统调用创建一个新的进程，然后新的进程调用 execve()系统调用执行指定的ELF文件，原先的bash进程继续返回等待刚才启动的新进程结束，然后继续等待用户输入命令。 execve() 系统调用被定义在unistd.h，它的原型如下：
/*
* 三个参数分别是被执行的程序文件名、执行参数和环境变量。
*/
int execve(const char *filename, char *const argv[], char *const envp[]);
Glibc对该系统调用进行了包装，提供了 execl()、execlp()、execle()、execv()、execvp()等5个不同形式的exec系列API，它们只是在调用的参数形式上有所区别，但最终都会调用到 execve() 这个系统中。
在进入 execve() 系统调用之后，Linux内核就开始进行真正的装载工作。
-
sys_execve()，在内核中，该函数是execve()系统调用相应的入口，定义在arch\i386\kernel\Process.c。 该函数进行一些参数的检查复制之后，调用 do_execve()。 -
do_execve()，该函数会首先查找被执行的文件，如果找到文件，则读取文件的前128个字节。目的是判断文件的格式，每种可执行文件的格式的开头几个字节都是很特殊的，特别是开头4个字节，常常被称做魔数（Magic Number），通过对魔数的判断可以确定文件的格式和类型。比如：- ELF的可执行文件格式的头4个字节为0x7F、’e’、’l’、’f’；
- Java的可执行文件格式的头4个字节为’c’、’a’、’f’、’e’；
- 如果被执行的是Shell脚本或perl、python等这种解释型语言的脚本，那么它的第一行往往是 “#!/bin/sh” 或 “#!/usr/bin/perl” 或 “#!/usr/bin/python” ，这时候前两个字节
'#'和'!'就构成了魔数，系统一旦判断到这两个字节，就对后面的字符串进行解析，以确定具体的解释程序的路径。
当do_execve()读取了这128个字节的文件头部之后，然后调用search_binary_handle()。
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search_binary_handle()，该函数会去搜索和匹配合适的可执行文件装载处理过程。Linux中所有被支持的可执行文件格式都有相应的装载处理过程，此函数会通过判断文件头部的魔数确定文件的格式，并且调用相应的装载处理过程。比如：- ELF可执行文件的装载处理过程叫做 load_elf_binary()；
- a.out可执行文件的装载处理过程叫做 load_aout_binary()；
- 装载可执行脚本程序的处理过程叫做 load_script()。
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load_elf_binary()，这个函数被定义在fs/Binfmt_elf.c，代码比较长，它的主要步骤是：- 检查ELF可执行文件格式的有效性，比如魔数、程序头表中段（Segment）的数量。
- 寻找动态链接的“.interp”段，设置动态链接器路径。
- 根据ELF可执行文件的程序头表的描述，对ELF文件进行映射，比如代码、数据、只读数据。
- 初始化ELF进程环境，比如进程启动时EDX寄存器的地址应该是 DT_FINI 的地址（动态链接相关）。
- 将系统调用的返回地址修改成ELF可执行文件的入口点，这个入口点取决于程序的链接方式，对于静态链接的ELF可执行文件，这个程序入口就是ELF文件的文件头中
e_entry所指的地址；对于动态链接的ELF可执行文件，程序入口点是动态链接器。
当 load_elf_binary() 执行完毕，返回至 do_execve() 再返回至 sys_execve() 时， 上面的第5步中已经把系统调用的返回地址改成了被装载的ELF程序(或动态链接器)的入口地址了。所以当 sys_execve()系统调用从内核态返回到用户态时，EIP 寄存器直接跳转到了ELF程序的入口地址，于是新的程序开始执行，ELF可执行文件装载完成。
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