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CSAPP 读书笔记：链接

作者：互联网

链接（Linking）是将各部分代码和数据收集并组成单个文件的过程，该文件可以被加载（复制）到内存中执行。链接可以在编译时（即源代码被翻译成机器代码时）执行，也可以在加载时（即程序被加载到内存并由加载器执行时）执行，甚至还可以在运行时通过应用程序执行。链接是由称为链接器（Linker）的程序自动执行的。

链接器支持单独编译（Separate Compilation），因此在软件开发中起着至关重要的作用。与其将大型应用程序组织为一个单一的大块源文件，不如将其分解为一些更小、更易于管理并且可以单独修改和编译的模块。如果我们修改了其中某个模块，只需重新对其编译并链接应用程序，而无需重新编译其他文件。

编译器驱动

大多数编译系统都提供了一个编译器驱动（Compiler Driver），它根据用户需求调用语言预处理器、编译器、汇编器和链接器等。例如要在 GNU 编译系统中构建下列程序，我们可以使用命令gcc -Og -o prog main.c sum.c:

20220302220232

编译器驱动将示例程序从 ASCII 源文件转换为可执行目标文件时的过程如下图所示：

202203022208

首先，驱动运行 C 预处理器（C Preprocessor，CPP），将源文件main.c转换为 ASCII 中间文件main.i；接下来，驱动运行 C 编译器 (C Compiler，CC)，将main.i转换为 ASCII
汇编语言文件main.s；然后，驱动运行汇编器，将main.s转换为二进制可重定位（Relocatable）目标文件main.o（sum.o的生成过程相同）；最后，驱动运行链接器，将main.o、sum.o和一些必要的系统目标文件组合，创建二进制可执行目标文件prog。

静态链接

静态链接器（Static Linker）将可重定位目标文件和命令行参数作为输入，生成完全链接的可执行目标文件。作为输入的可重定位目标文件由各种代码和数据组成，其中每个部分都是一个连续的字节序列。指令、初始化的全局变量和未初始化的变量分别处于不同部分。

链接器需要完成两个主要任务：

请明确：目标文件只是字节块的集合。这些块中可能包含代码，也可能包含数据，还有可能包含指导链接器和加载器的数据结构。链接器将它们连接在一起，确定整体的运行时位置，并修改代码和数据块中的各个位置。

目标文件

目标文件（Object File）有三种形式：

可重定位目标文件

典型的 ELF（Executable and Linkable Format）可重定位目标文件格式如下图所示：

20220303215852

符号和符号表

每个目标文件都有一个符号表，其中包含了该文件所定义和引用的符号信息。符号有以下三种：

上节提到，非静态局部变量在运行时位于栈中，与链接器无关。而静态局部变量则保存在 .data 或 .bss 中，编译器会在符号表中为其创建名称唯一的局部符号。例如同一文件中的两个函数都定义了静态局部变量x：

int f()
{
    static int x = 0;
    return x;
}
int g()
{
    static int x = 1;
    return x;
}

则编译器可能将x.1作为函数f()中的变量符号，将x.2作为函数g()中的变量符号，然后发送给汇编器。汇编器使用接收到的 .s 文件中的符号构建符号表。ELF 符号表中每个条目的数据结构为：

20220315222437

值得一提的是，有三个伪 Section 在节头表中没有条目：

上述三个 Section 仅存在于可重定位目标文件，而在可执行目标文件中并不存在。我们可以使用 READELF 工具阅读目标文件中的内容，示例程序 main.c 生成的目标文件符号表条目如下：

20220315225352

READELF 通过整数索引 Ndx 标识每个 Section，1 表示 .text，3 表示 .data。全局符号main和array分别位于两个 Section 的首部，因此偏移量value均为 0。外部符号sum未在本文件中定义，因此位于 UNDEF。

符号解析

链接器通过将每个符号引用与符号表中的符号定义相关联来完成符号解析（Symbol Resolution）。当编译器遇到未在当前文件中定义的符号时，它会假设该符号已在其他文件中定义，然后生成对应的符号表条目。如果链接器无法在任何输入文件中找到该符号的定义，那么它就会终止链接。

不同文件可能定义了相同名称的全局符号。对于这种情况，链接器要么直接报错，要么选取其中之一。

C++ 和 Java 允许重载名称相同但参数列表不同的方法。编译器会将每个方法和参数列表组合为一个唯一的名称，这样链接器就可以区分它们。例如，Foo::bar(int, long)会被编码为bar__3Fooil。其中，3 代表类名 Foo 的字符数，i 和 l 则分别代表参数列表中的int和long。

解析名称重复的符号

Linux 编译系统会在编译时将全局符号分为两种类型：函数和已初始化的全局变量是强符号，未初始化的全局变量是弱符号。汇编器将符号的强弱信息隐式地编码到目标文件的符号表中。

链接器解析名称重复的符号的规则为：

/* foo3.c */
#include <stdio.h>
void f(void);

int x = 15213;
int main()
{

    f();
    printf("x = %d\n", x);
    return 0;
}
/* bar3.c */
int x;

void f()
{
    x = 15212;
}

文件bar3.c中的函数f是强符号，文件foo3.c中的函数f是弱符号，因此主函数的输出x的值为 15212。

上文提到，未初始化的全局变量保存在 COMMON 中，而未初始化的静态变量，以及初始化为 0 的全局变量和静态变量保存在 .bss 中。这是因为前者是弱符号，编译器无法知晓其他文件中是否定义了相同名称的变量，必须将其分配到 COMMON 中并随后由链接器处理。已初始化为 0 的全局变量是强符号，根据第二条解析规则，该变量一定是唯一的，因此编译器可以安心地把它放到 .bss 中。静态变量无法被其他文件引用，自然也无需担心名称重复的问题。

与静态库链接

编译系统将一些相关的目标模块打包到一个文件中，该文件称为静态库（Static Library）。在构建可执行目标文件时，链接器仅复制静态库中被应用程序引用的目标模块，从而减小了磁盘和内存中可执行文件的大小。静态库为我们提供了 I/O、字符串操作和数学运算等标准函数。

在 Linux 系统中，静态库以特定的文件格式（后缀为 .a）存储在磁盘上。应用程序可以通过在命令行中指定文件名来使用静态库中定义的任何函数（实际上，C 编译器驱动总是将libc.a传递给链接器）：

linux> gcc main.c /usr/lib/libm.a /usr/lib/libc.a

我们可以使用 AR 命令将下列程序打包为静态库文件libvector.a：

linux> gcc -c addvec.c multvec.c
linux> ar rcs libvector.a addvec.o multvec.o

20220317215726

程序main2.c在头文件vector.h中定义了该库文件中的函数原型：

20220317220533

我们使用如下命令编译并链接main2.o和libvector.a：

linux> gcc -c main2.c
linux> gcc -static -o prog2c main2.o ./libvector.a

-static参数表示链接器应当构建一个完全链接的可执行目标文件，该文件可以被加载到内存中运行而无需进一步地链接。完整的链接流程如下图所示：

20220317221531

静态库的符号解析

符号解析时，链接器会按照从左到右的顺序依次扫描命令行中的目标文件和静态库。在这个过程中，E 为可重定位目标文件的集合，U 为被引用但还未找到定义的符号，D 为已扫描过的文件定义的符号。开始时三者均为空。

链接器的这种行为限制了命令行中的文件顺序。如果定义符号的静态库出现在引用该符号的目标文件之前，链接就会失败。

重定位

符号解析完成后，链接器会将代码中的每个符号引用与一个符号定义相关联。接下来，链接器将开始对目标文件重定位：

重定位条目

汇编器在生成目标文件时，并不知晓代码、数据和引用的外部符号在内存中的最终位置。它只会为每个引用生成一个重定位条目（Relocation Entry），指导链接器如何修改它们。上文提到，代码的重定位条目放在 .rel.text 中，数据的重定位条目则放在 .rel.data 中。

ELF 重定位条目的数据结构为：

typedef struct {
    long offset;    /* Offset of the reference to relocate */
    long type:32,   /* Relocation type */
         symbol:32; /* Symbol table index */
    long addend;    /* Constant part of relocation expression */
} Elf64_Rela;

offset是需要被修改的引用在其所在 Section 的偏移量；symbol是被修改的引用指向的符号；type告知链接器如何修改引用；addend是一个有符号常量，某些类型的重定位使用它来偏置被修改的引用的值。

最基本的两种重定位类型为：

重定位符号引用

重定位算法的伪码如下图所示：

20220322220835

链接器遍历每个 Section（s）中的每个重定位条目（r），s是一个字节数组，r是上一节介绍的 Elf64_Rela 类型的结构体。假设该算法运行时，链接器已经为每个 Section 和每个符号选择了运行时地址 ADDR(s)和ADDR(r.symbol)。

链接器使用此算法对 示例程序 进行重定位引用的结果如下（objdump -dx main.o）。重定位条目（图中第 5 行和第 7 行）告知链接器对符号array的引用使用绝对地址重定位，而对符号sum()的引用则使用 PC 相对地址重定位：

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PC 相对地址重定位

如上图第 6 行所示：指令callq在其所在 Section 中的偏移量为 0xe，它包含一个一字节的指令码 0xe8 和一个用于指向sum()的 32 位 PC 相对引用的占位符。该引用对应的重定位条目为：

r.offset = 0xf
r.symbol = sum
r.type   = R_X86_64_PC32
r.addend = -4

上述字段告诉链接器需要修改从偏移量 0xf 开始的 32 位 PC 相对引用，使其在运行时指向sum()。 假设ADDR(s) = ADDR(.text) = 0x4004d0，ADDR(r.symbol) = ADDR(sum) = 0x4004e8，那么首先我们可以计算得到该引用的运行时地址为：

refaddr = ADDR(s)  + r.offset
        = 0x4004d0 + 0xf
        = 0x4004df

然后根据上节中的算法更新引用使其指向sum()：

*refptr = (unsigned) (ADDR(r.symbol) + r.addend - refaddr)
        = (unsigned) (0x4004e8       + (-4)     - 0x4004df)
        = (unsigned) (0x5)

指令callq的运行时地址为 0x4004de（refaddr -1）。当 CPU 执行该指令时，PC 中的值为该指令的下一条指令的地址 0x4004e3（refaddr + 4）。CPU 将该值压入栈中，然后加上 0x5（即*refptr），就得到了sum()的地址 0x4004e8。

绝对地址重定位

如上图中的第四行所示：指令mov将数组地址拷贝到寄存器 %edi 中，它在 Section 中的偏移量为 0x9，包含一个一字节的指令码 0xbf 和一个用于指向array的 32 位绝对引用的占位符。该引用的重定位条目为：

r.offset = 0xa
r.symbol = array
r.type   = R_X86_64_32
r.addend = 0

上述字段告诉链接器需要修改从偏移量 0xa 开始的 32 位 PC 绝对引用，使其在运行时指向array。 假设ADDR(r.symbol) = ADDR(array) = 0x601018，那么我们可以根据上节中的算法更新该引用为：

*refptr = (unsigned) (ADDR(r.symbol) + r.addend)
        = (unsigned) (0x601018       + 0)
        = (unsigned) (0x601018)

下图展示了最终生成的可执行目标文件中的 .text 和 .data：

20220323220700

加载器可以在加载时将这些 Section 中的字节直接拷贝到内存中，无需任何修改就可以运行其中的指令。

可执行目标文件

ELF 可执行目标文件的结构如下：

20220323221156

ELF 头描述了文件的整体格式，并且包含了程序在运行时要执行的第一条指令的地址。.init 定义了一个名为_init的函数，它将被程序的初始化代码所调用。其余 Section 与可重定位目标文件类似，只不过它们已被重定位到运行时的内存地址。正因如此，该文件中没有 .rel.text 和 .rel.data。

可执行目标文件的连续块与连续内存段之间存在映射关系，程序头表（Program Header Table）对此进行了描述：

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第一个内存段具有读取和执行权限，从内存地址 0x40000 开始，大小为 0x69c 个字节。该内存段是由可执行目标文件的前 0x69c 个字节（偏移量为 0）初始化得到的，包含了 ELF 头、程序头表、.init、.text 和 .rodata。

第二个内存段具有读取和写入权限，从内存地址 0x600df8 开始，大小为 0x230 个字节。该内存段对应了可执行目标文件中偏移量为 0xdf8 的 0x228 个字节，包含了 .data 和 .bss（两者大小之差的 8 个字节即保存在 .bss 并将在运行时初始化为 0 的数据）。

对于每个内存段，链接器必须选择一个起始地址 vaddr，使得：

\[vaddr\space mod\space align = off\space mod\space align \]

其中，off是该内存段中第一个 Section 在目标文件中的偏移量，align是程序头中指定的对齐方式。这种对齐要求是一种优化，它可以使目标文件更加有效地加载到内存中，原因请见第九章虚拟内存。

加载可执行目标文件

下图展示了 Linux 程序的运行时内存结构：

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加载器首先根据程序头表，将可执行目标文件中的块复制到代码和数据段中。接下来跳转到程序程序入口，即_start_函数（在系统目标文件crt1.o中定义）的地址。该函数随后调用libc.so中定义的系统启动函数__libc_start_main。最后由它初始化执行环境，调用用户级的主函数并处理其返回。

使用共享库动态链接

静态库需要定期维护和更新，因此程序员需要知晓其变动并将程序与其重新链接。另外，几乎每个 C 程序都会使用一些标准 I/O 函数，例如printf。这些函数的代码会在运行时复制到每个进程的代码段中，从而导致严重的内存浪费。

共享库（Shared Libraries）可以解决上述静态库的缺点。它是一种可以在加载时或运行时在任意内存地址加载并与程序链接的目标模块，该过程称为动态链接（Dynamic Linking）。共享库在 Linux 系统中以 .so 为后缀，而在 Windows 系统中则被称为 DLL（Dynamic Linking Libraries）。

在任意文件系统中，每个共享库都只有一个 .so 文件。与静态库不同的是，该文件中的代码和数据可以被引用该库的所有可执行文件共享，而不需要复制到可执行文件中。示例程序 的动态链接过程如下图所示：

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我们使用如下指令将 addvec.c 和 multvec.c 构建为共享库文件libvector.so:

linux> gcc -shared -fpic -o libvector.so addvec.c multvec.c

其中，-fpic指示编译器生成 与位置无关代码（Position-Independent Code），而-shared则指示链接器创建共享目标文件。一旦共享库文件创建成功，我们就可以将其链接到示例程序中：

inux> gcc -o prog2l main2.c ./libvector.so

我们需要明确的是，libvector.so中的任意代码和数据都没有被复制到可执行文件prog2l中。链接器只会复制一些重定位和符号表信息，它们将在加载时用于解析引用了共享库的符号。

加载器随后读取可执行文件中包含的动态链接器路径，加载并运行它。动态链接器也是一个共享库文件，如 Linux 系统的 ld-linux.so。它通过执行以下重定位操作来完成链接：

最终，动态链接器将控制权转移给应用程序，共享库的位置不会在程序执行期间改变。

从应用程序中加载和链接共享库

应用程序还可以在运行时请求动态链接器加载和链接共享库，其应用场景包括：

Linux 系统为应用程序提供了一些简单接口以实现上述功能：

#include <dlfcn.h>
void *dlopen(const char *filename, int flag);
// Returns: pointer to handle if OK, NULL on error

函数dlopen加载并链接共享库文件filename，参数flag可以是 RTLD_GLOBAL、RTLD_NOW 和 RTLD_LAZY 中的一个或多个（详见 dlopen）。

#include <dlfcn.h>
void *dlsym(void *handle, char *symbol);
// Returns: pointer to symbol if OK, NULL on error

类似的接口函数还有 dlsym、dlclose 和 dlerror。示例程序 展示了应用程序是如何调用它们来动态链接共享库的。

与位置无关代码

现代系统在编译共享库时，会生成一种无需重定位即可加载的代码，称为与位置无关代码（Position-Independent Code，PIC）。这样共享库就能无需链接器修改，被多个正在运行的进程同时引用。

PIC 数据引用

无论我们在何处加载目标模块（包括共享目标模块），数据段与代码段之间的距离始终相同。编译器会在 PIC 数据段的开头为每个全局变量的引用创建一个全局偏移量表（Global Offset Table，GOT），并且为其中的每个条目生成重定位记录。加载时，动态链接器重定位每个 GOT 条目，使其包含对象的绝对地址。每个引用了全局变量的目标模块都有自己的 GOT。

下图展示了示例共享库libvector.so中的 GOT：

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函数addvec通过 GOT[3] 间接加载全局变量addcnt的地址，然后令其自增。其关键思想在于下一条指令addl的地址（即 %rip）与 GOT[3] 之间的偏移量是一个运行时常数。如果addcnt是由另一个共享模块定义的，则需要通过 GOT 间接访问。

PIC 函数调用

PIC 函数调用的运行时地址是在该函数第一次被调用时确定的，这种技术称为延迟绑定（Lazy Binding）。当应用程序导入了一个包含成百上千个函数的共享库（如 libc.so），却只调用其中一小部分的函数时，这种技术可以大大减少加载时不必要的重定位操作。

延迟绑定是通过 GOT 和过程链接表（Procedure Linkage Table，PLT）共同实现的。只要目标模块调用了共享库中定义的函数，那么它就有自己的 GOT 和 PLT。上文提到，GOT 是数据段的一部分，而 PLT 则是代码段的一部分。

GOT 和 PLT 在运行时协同工作解析函数地址的过程如下图所示：

20220401173947

可执行文件中每个对共享库函数的调用都与 PLT 数组中的条目对应。其中，PLT[0] 是跳转到动态链接器的特殊条目，PLT[1] 对应系统启动函数__libc_start_main。从 PLT[2] 开始的条目对应用户代码调用的函数，如图中的addvec。

当与 PLT 一起使用时，GOT [0] 和 GOT[1] 包含了动态连接器在解析函数地址时所需的信息，GOT[2] 是动态链接器的入口点。其余的每个条目均对应了一个在运行时需要被解析地址的调用函数，以及一个 PLT 条目。例如，GOT[4] 和 PLT[2] 均对应addvec。

程序第一次调用addvec并解析其地址的过程如上图（a）所示：

  1. PLT[2] 是该函数的入口，程序首先调用它；
  2. PLT[2] 中的第一条指令间接跳转到 GOT[4]。由于最初每个 GOT 条目都指向对应 PLT 条目中的第二条指令，因此控制权将转移到 PLT[2] 中的第二条指令；
  3. PLT[2] 中的第二条指令将addvec的 ID 0x1 压入栈中，第三条指令跳转到 PLT[0]；
  4. PLT[0] 中的第一条指令将 *GOT[1] 压入栈中，第二条指令通过 GOT[2] 间接跳转到动态链接器。动态链接器根据被压入栈中的两个条目确定addvec的运行时地址，并使用该地址覆盖 GOT[4]，最终将控制权转移给addvec。

程序再次调用addvec的过程如上图（b）所示：

  1. 程序依然首先调用 PLT[2]；
  2. 此时 GOT[4] 指向了addvec，因此控制权直接转移给该函数。

库插入

我们可以使用库插入（Library Interpositioning）来拦截程序对共享库函数的调用，并执行我们自定义的代码。基于这项技术，我们可以计算库函数的调用次数，验证并跟踪其输入和输出的值，甚至将其替换为完全不同的函数。

库插入的基本思想是创建一个与库函数原型相同的包装函数，然后“欺骗”系统调用包装函数而非库函数。通常，包装函数会执行自己的逻辑，然后调用库函数并将其返回值传递给调用者。

库插入可以在编译时、链接时以及运行时使用。

标签：文件,CSAPP,符号,读书笔记,目标,引用,定位,链接
来源： https://www.cnblogs.com/koktlzz/p/16092751.html