Linking

预处理、编译、汇编

预处理：gcc -E 编译器处理预处理命令，包括对头文件的包含，宏定义的展开，条件编译的选择等
编译：gcc -S 进行词法分析、语法分析、语义分析，进行代码优化和存储分配，生成汇编语言程序
汇编：gcc -c 将汇编语言代码转化为机器语言代码，生成可重定位目标文件

可重定位目标文件

链接视图（ELF格式）

“节”是 ELF 文件中具有相同特征的最小可处理单位。

节名	内容
.text	机器指令（CPU 执行的二进制代码）。
.rodata	只读数据（如 printf 里的字符串字面量、const 常量）。
.data	已初始化且不为 0 的全局变量和静态(static)变量。
.bss	未初始化或初始值为 0 的全局变量和静态(static)变量（在文件中不占空间，只占一个大小标记）。
.symtab	符号表（记录了程序里所有全局变量、函数的名字和它们的地址映射）。
.strtab	字符串表（存的是各个符号名字的纯文本字符串）。
.rela.text	代码重定位表（.text 中需要重定位的条目）。
.rela.data	数据重定位表，告诉链接器，.data 里哪些全局数据指针需要修正
节头表	描述每个节的基本信息，包括在文件里的偏移量、大小、访问属性、对齐方式等。
ELF头	目标文件基础信息，介绍这个文件是 32位还是64位、魔数以及程序执行的入口地址。

执行视图

“段”是具有某种共同的性质的节的集合

• 程序头表：描述可执行目标文件中的段与虚拟地址空间的映射关系，每个表项记录一个段的映射等相关信息
• 数据段/可读可写段：.data节和.bss节
• 代码段/只读代码段：.text和.rodata等

相对于链接视图，多一个程序头表（段头表），用于说明可执行目标文件的段的组成等；并且多一个.init节，其中定义了一个_init函数，用于可执行目标文件开始执行时的初始化工作；此外少了两个用于重定位的信息节(即.rel.text节和.rel.data节)；

链接

将多个可重定位的目标文件合成一个可执行文件。

符号解析

将程序中每一个符号引用与一个确定的符号定义建立起唯一的关联

链接器会扫描所有输入的模块和库文件，按照强弱符号的规则解决多重定义问题，确保每个被引用的符号都能找到唯一确定的存储空间

• 全局符号：本模块内部定义并被其他模块引用的符号
• 本地符号：本模块内部定义并仅能由本模块内引用的符号
• 外部符号：由其他模块定义并被本模块引用的符号

全局符号分强弱符号：

• 强符号：函数名和已初始化的全局变量
• 弱符号：未初始化的全局变量名

Note

外部符号和本地符号无强弱之分，若出现重复定义，在编译阶段就能检查到

多重定义符号处理规则

1. 强符号不能多次定义
2. 一个符号被说明为一次强符号和多次弱符号定义，以强符号定义为准
3. 若有多个弱符号定义，则任选其中一个

符号解析的过程

集合E：将被合并组成可执行文件的目标文件集合
集合U：未解析的符号集合
集合D：目标文件中已定义的符号集合

E, U, D 初始为空
扫描所有输入文件：
	若为目标文件：
		加入到E，定义的符号加入D，出现但暂未定义的符号加入U
	若为库文件：
		将U中所有符号与库文件各目标模块符号进行匹配，对于每个匹配到的目标模块：
			目标模块移入E中，符号由U移到D
若遇到往D中加入已存在的符号或结束时U非空，链接报错

通常链接器先处理目标文件，再按顺序扫描库文件，以便按需提取库文件内容

重定位

在合并生成执行文件时，重新确定每条指令的地址、每个数据的地址、在指令中确定所引用符号对应的地址。

• 合并相同的节
• 确定合并后符号的最终地址
• 修改引用地址，填入真实地址

重定位类型：

• R_386_PC32：引用处采用的是相对寻址方式，即有效地址 = PC的内容+重定位后的32位地址（偏移） 重定位前，
• R_386_32：指明引用处采用绝对地址方式，即有效地址 = 重定位后的32位地址

重定位前，此符号的初始值说明该符号在最终可执行文件中的地址：

• R_386_PC32 中初始值通常是 -4（该符号位置相对当前PC的偏移，PC已在下一条指令）
• R_386_32 存储的是该符号在当前节内的偏移量

位置无关代码（PIC）

实现动态链接，必须实现位置无关代码（Position-Independent Code）

共享库代码是一种PIC

PLT: Procedure Linkage Table
GOT: Global Offset Table

访问动态链接的模块的数据：

• 编译器在编译时，利用我们之前聊过的 %rip 相对寻址（或者 32 位下的 %ebx），算出当前指令到 GOT 表的相对距离（这个距离在链接后是固定不变的）。
• 机器指令先去 GOT 表里对应 g_val 的那个格子读一下。
• 动态链接器（ld.so） 在程序启动或加载时，会把 g_val 此时此刻在当前进程里的绝对地址写进这个 GOT 格子里。
• CPU 从 GOT 格子里拿到真正的绝对地址，完成操作。

调用动态链接的函数：

• 第一次调用 printf：
  • 进程跳到 printf@plt。
  • PLT 里的第一条指令是 jmp *printf@got（顺着 GOT 表去找地址）。
  • 好玩的事情发生了：此时GOT 表里还没填 printf 的真正地址，里面填的是 “PLT里下一条指令的地址”
  • 于是，程序跳回了 PLT 的后续代码。后续代码会调用动态链接器，动态链接器在内存里找到 printf 的真实地址，并把这个真地址写入 printf@got，最后去执行 printf。
• 第二次及以后调用 printf：
  • 进程再次跳到 printf@plt。
  • 再次执行 jmp *printf@got。
  • 此时，由于 GOT 格子里已经是上次动态链接器写好的绝对地址了，直接跳进 printf 函数体