四、execve 加載用戶程序

具體加載可執行文件的工作是由 execve 系統調用來完成的。

該系統調用會讀取用戶輸入的可執行文件名，參數列表以及環境變量等開始加載并運行用戶指定的可執行文件。該系統調用的位置在 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 系統調用到了 do_execve_common 函數。我們來看這個函數的實現。

//file:fs/exec.c
static int do_execve_common(const char *filename, ...)
{
 //linux_binprm 結構用于保存加載二進制文件時使用的參數
 struct linux_binprm *bprm;

 //1.申請并初始化 brm 對象值
 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.遍歷查找合適的二進制加載器
 search_binary_handler(bprm);
}

這個函數中申請并初始化 brm 對象的具體工作可以用下圖來表示。

在這個函數中，完成了一下三塊工作。

第一、使用 kzalloc 申請 linux_binprm 內核對象。該內核對象用于保存加載二進制文件時使用的參數。在申請完后，對該參數對象進行各種初始化。

第二、在 bprm_mm_init 中會申請一個全新的 mm_struct 對象，準備留著給新進程使用。

第三、給新進程的棧申請一頁的虛擬內存空間，并將棧指針記錄下來。

第四、讀取二進制文件頭 128 字節。

我們來看下初始化棧的相關代碼。

//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 *);
}

在上面這個函數中申請了一個 vma 對象（表示虛擬地址空間里的一段范圍），vm_end 指向了 STACK_TOP_MAX（地址空間的頂部附近的位置），vm_start 和 vm_end 之間留了一個 Page 大小。 也就是說默認給棧申請了 4KB 的大小 。最后把棧的指針記錄到 bprm->p 中。

另外再看下 prepare_binprm，在這個函數中，從文件頭部讀取了 128 字節。之所以這么干，是為了讀取二進制文件頭為了方便后面判斷其文件類型。

//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);
}

在申請并初始化 brm 對象值完后，最后使用 search_binary_handler 函數遍歷系統中已注冊的加載器,嘗試對當前可執行文件進行解析并加載。

在 3.1 節我們介紹了系統所有的加載器都注冊到了 formats 全局鏈表里了。函數 search_binary_handler 的工作過程就是遍歷這個全局鏈表，根據二進制文件頭中攜帶的文件類型數據查找解析器。找到后調用解析器的函數對二進制文件進行加載。

//file:fs/exec.c
int search_binary_handler(struct linux_binprm *bprm)
{
 ...
 for (try=0; try<2; try++) {
  list_for_each_entry(fmt, &formats, lh) {
   int (*fn)(struct linux_binprm *) = fmt->load_binary;
   ...
   retval = fn(bprm);

   //加載成功的話就返回了
   if (retval >= 0) {
    ...
    return retval;
   }
   //加載失敗繼續循環以嘗試加載
   ...
  }
 }
}

在上述代碼中的 list_for_each_entry 是在遍歷 formats 這個全局鏈表，遍歷時判斷每一個鏈表元素是否有 load_binary 函數。有的話就調用它嘗試加載。

回憶一下 3.1 注冊可執行文件加載程序，對于 ELF 文件加載器 elf_format 來說， load_binary 函數指針指向的是 load_elf_binary。

//file:fs/binfmt_elf.c
static struct linux_binfmt elf_format = {
 .module  = THIS_MODULE,
 .load_binary = load_elf_binary,
 ......
};

那么加載工作就會進入到 load_elf_binary 函數中來進行。這個函數很長，可以說所有的程序加載邏輯都在這個函數中體現了。我根據這個函數的主要工作，分成以下 5 個小部分來給大家介紹。

在介紹的過程中，為了表達清晰，我會稍微調一下源碼的位置，可能和內核源碼行數順序會有所不同。

4.1 ELF 文件頭讀取

在 load_elf_binary 中首先會讀取 ELF 文件頭。

文件頭中包含一些當前文件格式類型等數據，所以在讀取完文件頭后會進行一些合法性判斷。如果不合法，則退出返回。

//file:fs/binfmt_elf.c
static int load_elf_binary(struct linux_binprm *bprm)
{
 //4.1 ELF 文件頭解析
 //定義結構題并申請內存用來保存 ELF 文件頭
 struct {
  struct elfhdr elf_ex;
  struct elfhdr interp_elf_ex;
 } *loc;
 loc = kmalloc(sizeof(*loc), GFP_KERNEL);

 //獲取二進制頭
 loc->elf_ex = *((struct elfhdr *)bprm->buf);

 //對頭部進行一系列的合法性判斷，不合法則直接退出
 if (loc->elf_ex.e_type != ET_EXEC && ...){
  goto out;
 }
 ...
}

4.2 Program Header 讀取

在 ELF 文件頭中記錄著 Program Header 的數量，而且在 ELF 頭之后緊接著就是 Program Header Tables。所以內核接下來可以將所有的 Program Header 都讀取出來。

//file:fs/binfmt_elf.c
static int load_elf_binary(struct linux_binprm *bprm)
{
 //4.1 ELF 文件頭解析

 //4.2 Program Header 讀取
 // elf_ex.e_phnum 中保存的是 Programe Header 數量
 // 再根據 Program Header 大小 sizeof(struct elf_phdr)
 // 一起計算出所有的 Program Header 大小，并讀取進來
 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 清空父進程繼承來的資源

在 fork 系統調用創建出來的進程中，包含了不少原進程的信息，如老的地址空間，信號表等等。這些在新的程序運行時并沒有什么用，所以需要清空處理一下。

具體工作包括初始化新進程的信號表，應用新的地址空間對象等。

//file:fs/binfmt_elf.c
static int load_elf_binary(struct linux_binprm *bprm)
{
 //4.1 ELF 文件頭解析
 //4.2 Program Header 讀取

 //4.3 清空父進程繼承來的資源
 retval = flush_old_exec(bprm);
 ...

 current->mm->start_stack = bprm->p;
}

在清空完父進程繼承來的資源后（當然也就使用上了新的 mm_struct 對象），這之后，直接將前面準備的進程棧的地址空間指針設置到了 mm 對象上。這樣將來棧就可以被使用了。

4.4 執行 Segment 加載

接下來，加載器會將 ELF 文件中的 LOAD 類型的 Segment 都加載到內存里來。使用 elf_map 在虛擬地址空間中為其分配虛擬內存。最后合適地設置虛擬地址空間 mm_struct 中的 start_code、end_code、start_data、end_data 等各個地址空間相關指針。

我們來看下具體的代碼：

//file:fs/binfmt_elf.c
static int load_elf_binary(struct linux_binprm *bprm)
{
 //4.1 ELF 文件頭解析
 //4.2 Program Header 讀取
 //4.3 清空父進程繼承來的資源

 //4.4 執行 Segment 加載過程
 //遍歷可執行文件的 Program Header
 for(i = 0, elf_ppnt = elf_phdata;
  i < loc->elf_ex.e_phnum; i++, elf_ppnt++) {

  //只加載類型為 LOAD 的 Segment，否則跳過
  if (elf_ppnt->p_type != PT_LOAD)
   continue;
  ...

  //為 Segment 建立內存 mmap, 將程序文件中的內容映射到虛擬內存空間中
  //這樣將來程序中的代碼、數據就都可以被訪問了
  error = elf_map(bprm->file, load_bias + vaddr, elf_ppnt,
    elf_prot, elf_flags, 0);

  //計算 mm_struct 所需要的各個成員地址
  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 要加載到內存里的基地址。這個參數有這么幾種可能

• 值為 0，就是直接按照 ELF 文件中的地址在內存中進行映射
• 值為對齊到整數頁的開始，物理文件中可能為了可執行文件的大小足夠緊湊，而不考慮對齊的問題。但是操作系統在加載的時候為了運行效率，需要將 Segment 加載到整數頁的開始位置處。

4.5 數據內存申請&堆初始化

因為進程的數據段需要寫權限，所以需要使用 set_brk 系統調用專門為數據段申請虛擬內存。

//file:fs/binfmt_elf.c
static int load_elf_binary(struct linux_binprm *bprm)
{
 //4.1 ELF 文件頭解析
 //4.2 Program Header 讀取
 //4.3 清空父進程繼承來的資源
 //4.4 執行 Segment 加載過程
 //4.5 數據內存申請&堆初始化
 retval = set_brk(elf_bss, elf_brk);
 ......
}

在 set_brk 函數中做了兩件事情：第一是為數據段申請虛擬內存，第二是將進程堆的開始指針和結束指針初始化一下。

//file:fs/binfmt_elf.c
static int set_brk(unsigned long start, unsigned long end)
{
 //1.為數據段申請虛擬內存
 start = ELF_PAGEALIGN(start);
 end = ELF_PAGEALIGN(end);
 if (end > start) {
  unsigned long addr;
  addr = vm_brk(start, end - start);
 }

 //2.初始化堆的指針
 current->mm->start_brk = current->mm->brk = end;
 return 0;
}

因為程序初始化的時候，堆上還是空的。所以堆指針初始化的時候，堆的開始地址 start_brk 和結束地址 brk 都設置成了同一個值。

4.6 跳轉到程序入口執行

在 ELF 文件頭中記錄了程序的入口地址。如果是非動態鏈接加載的情況，入口地址就是這個。

但是如果是動態鏈接，也就是說存在 INTERP 類型的 Segment，由這個動態鏈接器先來加載運行，然后再調回到程序的代碼入口地址。

# 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]

對于是動態加載器類型的，需要先將動態加載器（本文示例中是 ld-linux-x86-64.so.2 文件）加載到地址空間中來。

加載完成后再計算動態加載器的入口地址。這段代碼我展示在下面了，沒有耐心的同學可以跳過。反正只要知道這里是計算了一個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 文件頭解析
 //4.2 Program Header 讀取
 //4.3 清空父進程繼承來的資源
 //4.4 執行 Segment 加載
 //4.5 數據內存申請&堆初始化
 //4.6 跳轉到程序入口執行

 //第一次遍歷 program header table
 //只針對 PT_INTERP 類型的 segment 做個預處理
 //這個 segment 中保存著動態加載器在文件系統中的路徑信息
 for (i = 0; i < loc->elf_ex.e_phnum; i++) {
  ...
 }

 //第二次遍歷 program header table, 做些特殊處理
 elf_ppnt = elf_phdata;
 for (i = 0; i < loc->elf_ex.e_phnum; i++, elf_ppnt++){
  ...
 }

 //如果程序中指定了動態鏈接器,就把動態鏈接器程序讀出來
 if (elf_interpreter) {
  //加載并返回動態鏈接器代碼段地址
  elf_entry = load_elf_interp(&loc->interp_elf_ex,
      interpreter,
      &interp_map_addr,
      load_bias);
  //計算動態鏈接器入口地址
  elf_entry += loc->interp_elf_ex.e_entry;
 } else {
  elf_entry = loc->elf_ex.e_entry;
 }

 //跳轉到入口開始執行
 start_thread(regs, elf_entry, bprm->p);
 ...
}

五、總結

看起來簡簡單單的一行 helloworld 代碼，但是要想把它運行過程理解清楚可卻需要非常深厚的內功的。

本文首先帶領大家認識和理解了二進制可運行 ELF 文件格式。在 ELF 文件中是由四部分組成，分別是 ELF 文件頭 （ELF header）、Program header table、Section 和 Section header table。

Linux 在初始化的時候，會將所有支持的加載器都注冊到一個全局鏈表中。對于 ELF 文件來說，它的加載器在內核中的定義為 elf_format，其二進制加載入口是 load_elf_binary 函數。

一般來說 shell 進程是通過 fork + execve 來加載并運行新進程的。執行 fork 系統調用的作用是創建一個新進程出來。不過 fork 創建出來的新進程的代碼、數據都還是和原來的 shell 進程的內容一模一樣。要想實現加載并運行另外一個程序，那還需要使用到 execve 系統調用。

在 execve 系統調用中，首先會申請一個 linux_binprm 對象。在初始化 linux_binprm 的過程中，會申請一個全新的 mm_struct 對象，準備留著給新進程使用。還會給新進程的棧準備一頁（4KB）的虛擬內存。還會讀取可執行文件的前 128 字節。

接下來就是調用 ELF 加載器的 load_elf_binary 函數進行實際的加載。大致會執行如下幾個步驟：

• ELF 文件頭解析
• Program Header 讀取
• 清空父進程繼承來的資源，使用新的 mm_struct 以及新的棧
• 執行 Segment 加載，將 ELF 文件中的 LOAD 類型的 Segment 都加載到虛擬內存中
• 為數據 Segment 申請內存，并將堆的起始指針進行初始化
• 最后計算并跳轉到程序入口執行

當用戶進程啟動起來以后，我們可以通過 proc 偽文件來查看進程中的各個 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]
......

雖然本文非常的長，但仍然其實只把大體的加載啟動過程串了一下。如果你日后在工作學習中遇到想搞清楚的問題，可以順著本文的思路去到源碼中尋找具體的問題，進而幫助你找到工作中的問題的解。

最后提一下，細心的讀者可能發現了，本文的實例中加載新程序運行的過程中其實有一些浪費，fork 系統調用首先將父進程的很多信息拷貝了一遍，而 execve 加載可執行程序的時候又是重新賦值的。所以在實際的 shell 程序中，一般使用的是 vfork。其工作原理基本和 fork 一致，但區別是會少拷貝一些在 execve 系統調用中用不到的信息，進而提高加載性能。