elf文件装载和动态链接

elf文件装载和动态链接

1 ELF文件的装载

       在ELF文件中，使用section和program两种结构描述文件的内容。通常来说，ELF可重定位文件采用section，ELF可执行文件使用program，可重链接文件则两种都用。

       装载文件，其实是一个很简单的过程，通过section或者program中的type属性判断是否 需要加载，然后通过offset属性找到文件中的数据，将它读取（复制）到相应的内存位置就可以了。 这个位置，可以通过program里面的vaddr 属性确定；对于section来说，则可以自己定义装载的位置。

2 ELF文件的重定位

       动态连接的本质，就是对ELF文件进行重定位和符号解析。

       重定位可以使得ELF文件可以在任意的执行（普通程序在链接时会给定一个固定执行地址）；符号解析，使得ELF文件可以引用动态数据（链接时不存在的数据）。

       从流程上来说，我们只需要进行重定位。而符号解析，则是重定位流程的一个分支。

      

先让我们简单的介绍一下重定位的原理。

假设我们写出了一句汇编源代码

jmp dxc

dxc:

……

假设dxc这个标号的地址1000h。

那么在编译链接之后，就变成了jmp 1000h。

如果我们在运行时移动了程序的位置，1000h就会指向错误的地址（因为我们已经不在那里了）。而当我们使用了外部符号时（例如动态链接库里面的函数），在链接时根本就不知道这个符号在哪里，所以也没有办法生成这个1000h的地址。

       重定位的目的，就是在运行的时候修改这个1000h地址，使其指向正确的地址。（链接时也需要重定位，暂且不提）。

       为了进行重定位，我们需要三个数据。

1是进行重定位的地址，也就是jmp 1000h这条指令中操作数的地址，也就是1000h自己在内存中的地址。（你可以把它想象为C指针自己的储存地址&point）

2是需要指向的符号，上例中就是dxc这个标号。通过对这个符号进行解析，就可以得到运行时该标号的正确地址。（你也可以把它想象成C指针point所指向的地址）

3是重定位的类型，例如R_386_32表示绝对地址的重定位；R_386_PC32表示对相对地址的重定位。前者可以直接使用符号的地址，后者则要用“符号地址－重定位地址”得出相对地址。       其它关于重定位类型，请参考ELF白皮书。

 

              重定位表，是一个由许多重定位表项组成的数组。

下面是ELF里面重定位项的结构

struct elf32_rel {

 Elf32_Addr        r_offset; 

 Elf32_Word      r_info;                          //SYMBOL<<8+TYPE&0xff.

} ;

r_offset是需要进行重定位的地址；

SYMBOL是重定位以后需要指向的符号；

TYPE是重定位的类型。

 

只要我们遍历所有的“重定位节”，对其中的所有重定位项进行遍历，就可以实现重定位了。

3 ELF文件的符号解析

在上面的算法中，我们提到 “2通过对符号进行解析，就可以得到运行时该符号的正确地址”，至于具体要怎么做，就是“符号解析”的工作了。

所谓的“符号解析”，实际上就是：通过给定的符号名，找到该符号在内存中的正确地址。

在ELF文件中，符号解析是通过“符号表”和“符号名表”实现的。

 

符号名表，是许多变长字符串的合集，并且以两个’\0’作为结尾。

 

符号表，是由许多符号表项组成的数组。

下面是“符号表项”的结构，

struct elf32_sym{

 Elf32_Word        st_name;        //index into the symbol string table

 Elf32_Addr        st_value;

 Elf32_Word        st_size;           //size of the symbol. 0 for no size or unkown size

 unsigned char     st_info;          //BIND<<4+TYPE&0x0f     

 unsigned char     st_other;         //0 for reserve

 Elf32_Half   st_shndx;              //relevant section table index, some indicates special meanings

};

St_name是符号的名称的index（详见下文）

St_value是该符号在内存中的地址（详见下文）

st_size是该符号的大小，以字节为单位

BIND说明符号是内部符号还是外部符号

TYPE说明符号的类型，是函数，还是变量，等等

st_other恒为0，保留字节

st_shndx是符号所在的section的index（详见下文）

 

符号的名称，是由st_name和符号名表决定。St_name是一个指向符号名表的索引值，通过“符号名表基地址”+st_name就可以得到符号名的地址。

之所以采用这种方法，是为了处理“变长”的符号名。

我们知道，不同符号名的长度也会有很大的不同。例如int I;的符号名只有1个字符。而int mMyLinkTypeofDoubleLoaderProgram却有34个字符。如果采用数组的方式，会浪费大量的空间，malloc出来的动态内存又不适合硬盘存储。

这是一个非常值得学习的技巧??在涉及硬盘存储时，可以采用索引＋字符串表的形式存储变长的字符串（或者其它变长信息）。

 

符号的值（也就是符号在内存中的地址，我们要计算的东西）是由st_value和st_shndx决定的。

在relocatable文件中，st_value是符号相对于某个section起始地址的偏移，这个section是由st_shndex指定的(COMMON类型的section除外，它很少会被用到)。

在executable和shared object文件中，st_value包含一个虚拟地址。这个地址是和ELF文件的预定装载地址联系在一起的。在进行动态链接时，我们需要计算“当前装载地址”与“预定装载地址”之间的差。

4            ELF装载函数的设计

整体流程：

1遍历section header table，获取所有需要装载的节，以及重定位节的信息

2装载所有需要装载的节

3对所有重定位节，执行重定位。

 

重定位流程：

1遍历某个重定位节，对其中的每一个重定位项，执行以下处理

       a求出需要进行重定位的地址（P）

       b求出重定位的目标地址（S），若该符号无法解析，则置S为0

              c1若S不为0，则执行重定位：

                     R_386_32：*P = *P + S

                     R_386_PC32：*P=*P + S - P

              C2若S为0，表明该符号解析失败，要进行失败处理。

在我的程序中，处理方法为：在REST RELOCATION数组中加入一个新项，待适当的时机再进行重解析。

 

源代码中有些部分是和我的组件式操作系统设计有关的，在阅读代码时可跳过不看。

通常的动态链接程序，会采用“依赖性”加载的方式；而我采用的是“rest relocation list”的方式，请读者阅读代码时注意，如果对这个技术不感兴趣，也可跳过不看。