一 、可执行程序的装载
1. 预处理、编译、链接
gcc –e –o hello.cpp hello.c //预处理
gcc -x cpp-output -S -o hello.s hello.cpp //编译
gcc -x assembler -c hello.s -o hello.o-m32 //汇编
gcc -o hello hello.o //链接成可执行文件，使用共享库
用gcc -o hello.static hello.o -static静态编译出来的hello.static把C库里需要的东西也放到可执行文件里了。用命令ls –l，可以看到hello只有7K，hello.static有大概700K。
2. ELF文件
ELF（Excutable and Linking Format）是一个文件格式的标准。通过readelf-h hello查看可执行文件hello的头部（-a查看全部信息，-h只查看头部信息），头部里面注明了目标文件类型ELF32。Entry point address是程序入口，地址为0x8048310,
即可执行文件加载到内存中开始执行的第一行代码地址。头部后还有一些代码数据等等。可执行文件的格式和进程的地址空间有一个映射的关系，当程序要加载到内存中运行时，将ELF文件的代码段和数据段加载到进程的地址空间。
ELF文件里面三种目标文件：可重定位（relocatable）文件保存着代码和适当的数据，用来和其它的object文件一起来创建一个可执行文件或者是一个共享文件（主要是.o文件）；可执行（executable）文件保存着一个用来执行的程序，该文件指出了exec(BA_OS)如何来创建程序进程映象（操作系统怎么样把可执行文件加载起来并且从哪里开始执行）；共享object文件保存着代码和合适的数据，用来被两个链接器链接。第一个是链接编辑器（静态链接），可以和其它的可重定位和共享object文件来创建其它的object。第二个是动态链接器，联合一个可执行文件和其它的共享object文件来创建一个进程映象。
3. 动态链接
动态链接有可执行装载时的动态链接（大多数）和运行时的动态链两种方式。
（1）共享库
shlibexample.h中定义了SharedLibApi()函数，shlibexample.c是对此函数的实现。用`gcc -shared shlibexample.c -o libshlibexample.so -m32（在64位环境下执行时加上-32）生成.so文件。这样就生成了共享库文件。
#include <stdio.h>
#include "shlibexample.h"
int SharedLibApi()
{
printf("This is a shared libary!\n");
return SUCCESS;
}（2）动态加载共享库
dllibexample.h定义了DynamicalLoadingLibApi()函数，dllibexample.c是对此函数的实现。同样使用gcc -shared dllibexample.c -o libdllibexample.so得到动态加载共享库。
#include <stdio.h>
#include "dllibexample.h"
#define SUCCESS 0
#define FAILURE (-1)
int DynamicalLoadingLibApi()
{
printf("This is a Dynamical Loading libary!\n");
return SUCCESS;
}（3）main函数使用两种动态链接库。
#include <stdio.h>
#include "shlibexample.h"
#include <dlfcn.h>
int main()
{
printf("This is a Main program!\n");
/* Use Shared Lib */
printf("Calling SharedLibApi() function of libshlibexample.so!\n");
SharedLibApi(); //直接调用共享库
/* Use Dynamical Loading Lib */
void * handle = dlopen("libdllibexample.so",RTLD_NOW);//打开动态库并将其加载到内存
if(handle == NULL)
{
printf("Open Lib libdllibexample.so Error:%s\n",dlerror());
return FAILURE;
}
int (*func)(void);
char * error;
func = dlsym(handle,"DynamicalLoadingLibApi");
if((error = dlerror()) != NULL)
{
printf("DynamicalLoadingLibApi not found:%s\n",error);
return FAILURE;
}
printf("Calling DynamicalLoadingLibApi() function of libdllibexample.so!\n");
func();
dlclose(handle); //卸载库
return SUCCESS;
}可以看到main函数中只include了shlibexample（共享库），没有include dllibexample（动态加载共享库），但是include了dlfcn。因为前面加了共享库的接口文件，所以可以直接调用共享库。但是如果要调用动态加载共享库，就要使用定义在dlfcn.h中的dlopen。
用gcc main.c -o main -L/path/to/your/dir -lshlibexample -ldl -m32生成可执行文件。注意，这里只提供shlibexample的-L，并没有提供dllibexample的相关信息，只是指明了-ldl。-dl动态加载，编译main.c的时候，没有指明任何相关信息，只是在程序内部指明了。实验截图如下：
3. 代码分析
当前的可执行程序在执行，执行到execve的时候陷入到内核态，用execve的加载的可执行文件把当前进程的可执行程序给覆盖掉，当execve的系统调用返回的时候，已经返回的不是原来的那个可执行程序了，是新的可执行程序的起点（main函数）。shell环境会执行execve，把命令行参数和环境变量都加载进来，当系统调用陷入到内核里面的时候，system call调用sys_execve。sys_execve中调用了do_execve。
//sys_execve
SYSCALL_DEFINE3(execve,
const char __user *, filename, //可执行程序的名称
const char __user *const __user *, argv, //程序的参数
const char __user *const __user *, envp) //环境变量
{
return do_execve(getname(filename), argv, envp);
}
//do_execve
int do_execve(struct filename *filename,
const char __user *const __user *__argv,
const char __user *const __user *__envp)
{
struct user_arg_ptr argv = { .ptr.native = __argv };
struct user_arg_ptr envp = { .ptr.native = __envp };
return do_execve_common(filename, argv, envp);
}很明显，继续分析其中调用的do_execve_common：
static int do_execve_common(struct filename *filename,
struct user_arg_ptr argv,
struct user_arg_ptr envp)
{
struct linux_binprm *bprm;
struct file *file;
struct files_struct *displaced;
int retval;
...
bprm = kzalloc(sizeof(*bprm), GFP_KERNEL);//在堆上分配一个linux_binprm结构体
...
file = do_open_exec(filename);//打开需要加载的可执行文件，file中就包含了打开的可执行文件的信息
...
bprm->file = file; //赋值file指针
bprm->filename = bprm->interp = filename->name;//赋值文件名
retval = bprm_mm_init(bprm); //创建进程的内存地址空间
...
bprm->argc = count(argv, MAX_ARG_STRINGS);//赋值参数个数
...
bprm->envc = count(envp, MAX_ARG_STRINGS);//赋值环境变量个数
...
retval = copy_strings_kernel(1, &bprm->filename, bprm); //从内核空间获取文件路径；
...
bprm->exec = bprm->p; //p为当前内存页最高地址
retval = copy_strings(bprm->envc, envp, bprm);//把环境变量拷贝到bprm中
...
retval = copy_strings(bprm->argc, argv, bprm);//把命令行参数拷贝到bprm中
...
retval = exec_binprm(bprm);//处理可执行文件
...
return retval;
}
linux_binprm结构体用来保存要执行文件的相关信息, 如文件的头128字节、文件名、命令行参数、环境变量、文件路径、内存描述符信息等。exec_binprm函数保存当前的pid，其中ret = search_binary_handler(bprm); 调用 search_binary_handler 寻找可执行文件的相应处理函数。
int search_binary_handler(struct linux_binprm *bprm)
{
bool need_retry = IS_ENABLED(CONFIG_MODULES);
struct linux_binfmt *fmt;
int retval;
...
read_lock(&binfmt_lock);
list_for_each_entry(fmt, &formats, lh) { //遍历文件解析链表
if (!try_module_get(fmt->module))
continue;
read_unlock(&binfmt_lock);
bprm->recursion_depth++;
//解析elf格式执行的位置
retval = fmt->load_binary(bprm);// 加载可执行文件的处理函数
read_lock(&binfmt_lock);
...
}
return retval;
linux_binfmt结构体定义了一些函数指针，不同的Linux可接受的目标文件格式（如load_binary，load_shlib，core_dump）采用不同的函数来进行目标文件的装载。每一个linux_binfmt结构体对应一种二进制程序处理方法。这些结构体实例会通过init_elf_binfmt以注册的方式加入到内核对应的format链表中去，通过register_binfmt()和unregister_binfmt()在链表中插入和删除对象。
struct linux_binfmt {
struct list_head lh;
struct module *module;
int (*load_binary)(struct linux_binprm *);//用于加载一个新的进程（通过读取可执行文件中的信息）
int (*load_shlib)(struct file *); //用于动态加载共享库
int (*core_dump)(struct coredump_params *cprm);//在core文件中保存当前进程的上下文
unsigned long min_coredump;
};目标文件的格式是ELF，所以retval = fmt->load_binary(bprm);中load_binary实际上调用load_elf_binary完成ELF二进制映像的认领、装入和启动。load_elf_binary这个函数指针被包含在一个名为elf_format的结构体中：
static structlinux_binfmt elf_format = {
.module =THIS_MODULE,
.load_binary = load_elf_binary, //函数指针
.load_shlib = load_elf_library,
.core_dump = elf_core_dump,
.min_coredump = ELF_EXEC_PAGESIZE,
}; 全局变量elf_format赋给了一个指针，在init_elf_binfmt里把变量注册注册到文件解析链表中，就可以在链表里找到相应的文件格式。继续分析load_elf_binary：
static int load_elf_binary(struct linux_binprm *bprm)
{
...
if (elf_interpreter) { // 动态链接的处理
...
} else { // 静态链接的处理
elf_entry =loc->elf_ex.e_entry;
...
}
}
...
//将ELF文件映射到进程空间中，execve系统调用返回用户态后进程就拥有了新的代码段、数据段。
current->mm->end_code = end_code;
current->mm->start_code =start_code;
current->mm->start_data =start_data;
current->mm->end_data = end_data;
current->mm->start_stack =bprm->p;
...
start_thread(regs, elf_entry, bprm->p);
}ELF文件中的Entry point address字段指明了程序入口地址，这个地址一般是0x8048000（0x8048000以上的是内核段内存）。该入口地址被解析后存放在elf_ex.e_entry中，所以静态链接程序的起始位置就是elf_entry。这个函数中还有一个关键点start_thread：
start_thread(struct pt_regs *regs, unsigned long new_ip, unsigned long new_sp)
{
set_user_gs(regs, 0);
regs->fs = 0;
regs->ds = __USER_DS;
regs->es = __USER_DS;
regs->ss = __USER_DS;
regs->cs = __USER_CS;
regs->ip = new_ip;
regs->sp = new_sp;
regs->flags = X86_EFLAGS_IF;
set_thread_flag(TIF_NOTIFY_RESUME);
}regs中为系统调用时SAVE_ALL宏压入内核栈的部分。new_ip的值等于参数elf_entry的值，即把ELF文件中定义的main函数起始地址赋值给eip寄存器，进程返回到用户态时的执行位置从原来的int 0x80的下一条指令变成了new_ip的位置。
总结一下，调用顺序是sys_execve -> do_execve -> do_execve_common -> exec_binprm，当系统调用从内核态返回到用户态时，eip直接跳转到ELF程序的入口地址，CPU也得到新的用户态堆栈（包含新程序的命令行参数和shell上下文环境）。这样，新程序就开始执行了。
4.静态链接可执行文件的调试
用test_exe.c覆盖test.c，增加了一句MenuConfig（）执行一个程序。
int Exec(int argc, char *argv[])
{
int pid;
/* fork another process */
pid = fork();
if (pid < 0)
{
/* error occurred */
fprintf(stderr,"Fork Failed!");
exit(-1);
}
else if (pid == 0)
{
/* child process */
printf("This is Child Process!\n");
execlp("/hello","hello",NULL);
}
else
{
/* parent process */
printf("This is Parent Process!\n");
/* parent will wait for the child to complete*/
wait(NULL);
printf("Child Complete!\n");
}
}makefile做了一些修改，编译了hello.c，在生成根文件系统的时候，把init和hello都放到rootfs.img内。这样在执行execve时就自动的加载hello可执行文件：
在前面分析的关键点设置断点，一边一句一句向下跟踪，一边对照执行过程。追踪到start_thread，用po new_ip，得到的是0x804887f。
用readelf –h hello可以看到这个可执行程序它的入口点地址也是0x804887f。
5.遇到的问题及解决
(1)看了视频后对动态链接的第二种方式依然理解模糊，通过搜索资料解决。
??如果要调用动态加载共享库，就要使用定义在dlfcn.h中的dlopen。给出文件名libdllibexample.so和标志RTLD_NOW打开动态链接库，返回handle句柄。dlsym函数与上面的dlopen函数配合使用，根据操作句柄（由dlopen打开动态链接后返回的指针）handle与符号（要求获取的函数或全局变量的名称）DynamicLoadingLibApi，返回符号对应的地址。使用此地址可以获得库中特定函数的地址，并且调用库中的相应函数。这样就可以使用动态加载共享库里面所定义的函数了。
(2)不理解调试中的po
po是print_object的缩写，不仅仅可以输出显示定义的对象，也可以输出表达式的结果。我尝试了p、po、p/d、p\x，对比它们的执行结果：
可以发现p、p/d（10进制）、p\x（16进制）输出值前都会有一个类似"$1="的前缀，它们是变量，在后面的表达式中可以使用，而po并不能把它的返回值存储到变量里。至于po还能在哪些地方看的不太清，以后遇到了再具体分析。
(3)在第六周实验中，Rename函数实现把"hello.c"重命名为"newhello.c"，在当前文件夹中放一个hello.c文件即可实现。但在MenuOS上，把hello.c文件尝试放在menu文件夹下，执行rename命令显示不成功：
所以我一直不知道该把hello.c文件放在哪里才可以重命名成功。这周孟老师修改Makefile文件提醒了我，我修改了Makefile，把hello.c打包到镜像文件中：
虽然显示执行成功，不幸的是hello.c并没有重命名为newhello.c：
我想，修改的应该是rootfs.img中的hello.c，所以这里的hello.c才没被修改（不知道思考的对不对，想打开rootfs.img，试了几种方法都没有解决）。
二 、课本笔记
虚拟文件系统
1.虚拟文件系统(VFS)是linux内核和存储设备之间的抽象层。VFS中有四个主要的对象类型，分别是超级块对象、索引节点对象、目录项对象、文件对象。
2.超级块主要存储特定文件系统相关的信息，存储在磁盘上，在使用时创建在内存中的。对于磁盘文件系统来说，这个对象通常对应磁盘上的一个文件系统控制块（磁盘super block）。
3.索引节点包含内核在操作文件或目录时需要的全部信息。一个索引节点代表文件系统中的一个文件(这里的文件不仅是指我们平时所认为的普通的文件，还包括目录，特殊设备文件等等)。索引节点存储在磁盘上，当被应用程序访问到时才会在内存中创建。
4.通过索引节点已经可以定位到指定的文件，但索引节点对象的属性非常多，在查找，比较文件时，直接用索引节点效率不高，所以引入了目录项（dentry）的概念。目录项并不实际存在于磁盘上，在使用的时候在内存中创建目录项对象。
5.在一个文件路径中，路径中的每一部分都被称为目录项。每个目录项对象都有被使用，未使用和负状态3种状态。一个被使用的目录项对应一个有效的索引节点，并且该对象由一个或多个使用者；一个未被使用的目录项对应一个有效的索引节点，但是VFS当前并没有使用这个目录项；一个负状态的目录项没有对应的有效索引节点。
6.在Linux中，除了普通文件，其他诸如目录、设备、套接字等也以文件被对待即“一切皆文件”。文件对象表示进程已打开的文件，从用户角度来看，我们在代码中操作的就是一个文件对象。虽然一个文件对应的文件对象不是唯一的，但其对应的索引节点和目录项对象却是唯一的。
7.VFS中还有2个专门针对文件系统的2个对象，struct file_system_type用来描述各种特定文件系统类型（比如ext3,ext4或UDF），struct vfsmount 用来描述一个安装文件系统的实例。被Linux支持的文件系统，都有且仅有一 个file_system_type结构而不管它有零个或多个实例被安装到系统中。当文件系统被实际安装时，会在安装点创建一个vfsmount结构体。
8.以下3个结构体和进程紧密联系在一起：
- struct files_struct：由进程描述符中的 files 目录项指向，所有与单个进程相关的信息(比如打开的文件和文件描述符)都包含在其中。
- struct fs_struct：由进程描述符中的 fs 域指向，包含文件系统和进程相关的信息。
- struct mmt_namespace：由进程描述符中的 mmt_namespace 域指向。
块I/O层
1.I/O设备主要有字符设备和块设备，相比字符设备的只能顺序读写设备中的内容，块设备能够随机读写设备中的内容。字符设备只能顺序访问，块设备随机访问。
2.块设备最小的可寻址单元是扇区。扇区的大小一般是2的整数倍，最常见的大小是512个字节。扇区是所有块设备的基本单元，块设备无法对比它还小的单元进行寻址和操作。虽然物理磁盘寻址是按照扇区级进行的，但是内核执行的所有磁盘操作都是按照块进行的。为了便于文件系统管理，块的大小一般是扇区的整数倍，并且小于等于页的大小。
3.当一个块被调入内存时，它要存储在一个缓冲区中。每一个缓冲区与一个块对应，它相当于是磁盘块在内存中的表示。每个缓冲区都有一个对应的描述符，用buffer_head结构体表示，称作缓冲区头，包含了内和操作缓冲区所需要的全部信息。
4.bio结构体表示了一次I/O操作所涉及到的所有内存页。通过用片段来描述缓冲区，即使一个缓冲区分散在内存的多个位置上，bio结构体也能对内核保证I/O操作的执行。
5.bio中对应的是内存中的一个个页，而缓冲区头对应的是磁盘中的一个块。
6.块设备将它们挂起的块I/O请求保存在请求队列中，该队列由request_queue结构体表示。请求队列表中的每一项都是一个单独的请求，由reques结构体表示。因为一个请求可能要操作多个连续的磁盘块，所有每个请求可有由多个bio结构体组成。
7.虽然磁盘上的块必须连续，但是在内存中的这些块并不一定要连续。
8.I/O调度程序的工作是管理块设备的请求队列。通过合并与排序减少磁盘寻址时间。
9.为了保证磁盘寻址的效率，一般会尽量让磁头向一个方向移动，等到头了再反过来移动，这样可以缩短所有请求的磁盘寻址总时间，I/O调度程序称作电梯调度。
10.2.6内核中内置了4种I/O调度： 预测（as）、完全公正排队（cfq）、最终期限（deadline）、空操作（noop）。通过命令行选项 elevator=xxx 来启用其中的任何一种。