問題描述

昨天下午，旁邊的同事在學習Linux系統中的虛擬地址映射(經典書籍《程序員的自我修養-鏈接、裝載與庫》)，在看到6.4章節的時候，對于一個可執行的ELF文件中，虛擬地址的值百思不得其解!

例如下面這段C代碼：

首先編譯出32位的可執行程序(為了避開一些與主題無關的干擾因素，采用了靜態鏈接)：

gcc -m32 -static test.c -o test

編譯得到ELF格式的可執行文件：test。

這個時候，使用readelf工具來查看這個可執行文件中的段信息(segment):

上圖中的紅色矩形框中，第二個段的地址為什么是0x080e_9f5c?

這篇文章主要根據書中的解釋，來具體的分析這個值的來龍去脈。

ELF 文件格式

在Linux系統中，有4種類型的文件都是ELF格式，包括：目標文件，可執行文件，動態鏈接庫文件、核心轉儲文件。

如果想系統掌握Linux系統中的底層知識，研究ELF的格式是避免不了的事情。

這里就不再贅述了，只要記住2點：

從編譯器的角度看，ELF 文件是由很多的節(Section)組成的;

從程序加載器的角度看，ELF 文件是又很多的段(Section)組成的;

其實它倆沒有本質區別，只不過是鏈接器在鏈接階段，把不同目標文件中相同的section組織在一起，形成一個 segment。

對于剛才編譯出的test可執行文件，其加載視圖如下：

可以看到該文件一共有5個段(segment)，前2個需要LOAD到內存的段，它們屬性分別是：讀、執行(R E) 和 讀、寫(RW)，它們分別是代碼段和數據段。

綠色的箭頭反映出：代碼段中包含了很多的 section;黃色的箭頭反映出數據段也包含了很多的 section。

地址轉換和內存映射

從地址轉換的角度來看：

Linux 系統中CPU中使用的都是虛擬地址，該虛擬地址在尋址的時候，需要經過MMU地址轉換，得到實際的物理地址，然后才能在物理內存中讀取指令，或者讀取、寫入數據。

在現代操作系統中，MMU地址轉換單元基本上都是通過頁表來進行地址轉換的:

當然了，有些系統是兩級轉換(頁目錄、頁表)，有些系統是三級或者四級頁表。

從內存映射的角度來看：

操作系統在把一個可執行程序加載到系統中時，把ELF文件中每個段的內容讀取到物理內存中，然后把這個物理內存映射到該段對應的虛擬地址上(VirtAddr)。

假設一個可執行程序中的代碼段長度是1.2K字節, 數據段長度是1.3K字節。

操作系統在把它倆讀取到內存中時，需要 2 個物理內存頁來分別存儲它們(每 1 個物理頁的長度是4K):

雖然每一個物理內存頁的大小是 4K，但是代碼段和數據段實際上只使用了每個頁面剛開始的一段空間。

當CPU中需要讀取物理內存上代碼段中的指令時，使用的虛擬地址是 0x0000_1000 ~ 0x0000_1000 +1.2K這個區間的地址，MMU單元經過頁表轉換之后，就會得到這個存放著代碼段的物理頁的物理地址。

數據段的尋址方式也是如此：當CPU中需要讀寫物理內存上數據段中的數據時，使用的虛擬地址是 0x0000_2000 ~ 0x0000_2000 + 1.3K這個區間的地址。

MMU單元經過頁表轉換之后，就會得到存放著數據段的物理頁的物理地址。

可以看出在這樣的安排下，每一個段的虛擬地址，都是按照4K(0x1000)對齊的。

如果操作系統都是這樣簡單映射的話，那么事情就簡單多了。

如果按照這樣的安排，來分析一下文章開頭的 test 可執行程序中的虛擬地址安排：

代碼段安排的開始虛擬地址是 0x0804_8000，這是 4K 對齊的;

代碼段的結束虛擬地址就應該是 0x0804_8000 + 0xa0725 = 0x080e_8725;

那么數據段的開始地址就可以安排在 0x080e_8725 之后的下一個 4K 對齊的邊界地址，即：0x080e_9000。

但是這樣的地址安排，嚴重浪費了物理內存空間!

1.2K 字節的代碼段加上1.3K字節的數據段，本來只需要1個物理頁就夠了(4KB)，但是這里卻消耗掉2個物理頁(8KB)。

為了減少物理內存的浪費，Linux操作系統就采用了一些巧妙的辦法來減少物理內存的浪費，那就是:把文件中接壤部分的代碼段和數據段，讀取到同一個物理內存頁中，然后在虛擬地址空間中映射兩次，詳述如下。

Linux 中的內存重復映射

先來看一下test文件的結構：

代碼段在文件中的開始位置是：0x00000，長度是0xa0725。

數據段的開始位置是：0xa0f5c，長度是0x1024。

可以看到它倆之間有一個空白區間，長度是： 0xa0f5c - 0xa0725 = 0x837(十進制：2103字節)。

由于操作系統在把test文件讀取到物理內存的時候，從文件開始代碼段的0x00000地址開始讀取，按照4KB為一個單位存放到一個物理頁中。

文件中代碼段的 0x00000 ~ 0x00FFF 讀取到一個物理頁中;

文件中代碼段的 0x01000 ~ 0x01FFF 讀取到物理頁中;

下面的內容都是如此分割、復制;

也就是說：相當于把test文件從開始位置，按照4KB為一個單位進行"切割"，然后復制到不同的物理內存頁中，如下所示：

注意：這些物理頁的地址很可能是不連續的。

這里有意思的是：代碼段與數據段接壤的這個4KB的空間，它的開始地址是0xA0000，結束地址是0xA0FFF，被復制到物理內存中最上面的橙色物理頁中。

再來看一下代碼段的虛擬地址：在執行gcc指令的的時候，鏈接器把代碼段的虛擬地址安排在0x0804_8000處：

也就是說：當CPU中(或者說程序代碼中)，使用0x0804_8000 ~ 0x0804_7FFF 這個區間的地址時，經過地址映射，就會找到物理內存中淺綠色的物理頁，而這個物理頁也對應著test可執行文件開始的第一個4KB的空間。

而且，從虛擬地址的角度看，它的地址都是連續的，對應著test文件中連續的內容，這也是虛擬地址映射的本質。

把代碼段的開始位置安排在 0x0804_8000 地址，這是 Linux 操作系統確定的。

那么考慮一下：代碼段的最后一部分指令相應的4K頁面，其對應的開始虛擬地址是多少呢?

上圖中已經標記出來了，就是虛擬地址中橙色部分：0x080e_8000，計算如下：

通過代碼段的開始地址0x0804_8000，再加上代碼段在內存中的長度0xa0725，結果就是 0x080e_8725。

按照4K (0x1000)對齊之后，最后一個虛擬頁就應該是0x080e_8000。

也就是說：虛擬地址中0x080e_8000 ~ 0x080e_8724 這個區間就對應著test文件中代碼段的最后一部分指令(0x725個字節)。

此外，上圖中最右側：test文件結構中的2個紅色地址：0xA0000, 0xA1000，是如何計算得到的?

代碼段的長度是 0xA0725，按照4K為一個單位來進行分割，也就是把0xA0725對0x1000進行整除，就得到這個4KB的開始地址0xA0000。

同理，下一個4KB的開始地址就是0xA1000。

把文件中這部分4K的數據(包括：一部分代碼段內容 + 0x837 字節空洞 + 一部分數據段內容)，復制到上圖中物理內存中最上面的橙色物理頁中。

又因為虛擬地址空間中，0x080E_8000開始的這個4KB空間映射到這個物理頁中，所以：在這個虛擬地址空間中，也有一個0x837字節的空洞，如下所示：

空洞的下方，是代碼段的指令;空洞的上方，是數據段的數據。

現在，這個物理頁中即存放了代碼，又存放了數據。

那么CPU中在查找部分的代碼和數據的時候，必須都能夠找得到才行!

對于代碼段比較好理解：從這個物理頁開始的前0x725個字節是有效的，從虛擬地址的角度看，就是從0x080e_8000開始的前0x725個字節是有效的。

因此，對于這部分代碼的尋址，使用的虛擬地址處于0x080e_8000 ~ 0x080e_8724這個區間中。

那么數據段呢?

重點來了：Linux系統把虛擬地址空間 0x080e_9000 ~ 0x080e_9FFF 也映射到圖中物理內存中最上面的橙色物理頁上!

如下所示：

因為物理頁中，是從0x837個字節空洞的上面開始，才是真正的數據段內容，那么相應的: 虛擬地址0x080e_9000 ~ 0x080e_9FFF空間中，0x837字節上面的內容才是數據段內容。

那么在虛擬地址空間中，這個數據段的開始地址應該是多少呢?

只要計算出0x837字節空洞的上方，距離這個4K頁面開始地址的偏移量就可以了，然后再加上這個4K頁面的起始地址 0x080E_9000，就得到了數據段的開始地址(虛擬地址)。

因為虛擬地址、物理地址、test文件中，都是按照4K的單位進行劃分的，因此這個偏移量就等于：test文件中數據段的開始地址(0xA0F5C) 距離 這個頁面的開始地址(0xA0000) 的偏移量。

0xA0F5C - 0xA0000 = 0xF5C 。

即：從這個4K頁面的開始地址，偏移量為0xF5C的地方，才是數據段內容的開始。

因此對于虛擬地址來說，從0x080e_9000地址開始，偏移量為0xF5C之后的內容才是數據段的內容，這個地址值就是：0x080e_9000 + 0xF5C = 0x080e_9F5C，如下所示：

這個地址正是readelf工具讀所顯示的：數據段加載到虛擬地址空間中的開始地址，如下所示：

至此，就解釋了文章開頭提出的問題!

再來看一下整個數據段的內容：在內存中數據段占據的空間是 0x01e48(readelf 工具讀取到的 MemSiz)，那么數據段的結束地址就是(虛擬地址)：

0x080e_9F5C + 0x01e48 = 0x080e_bda4

如下所示：

小結

Linux系統中的這個操作：對屬于不同段的內容進行重復映射，有點類似于共享內存的味道了。

只不過這里重復映射之后，每個段的虛擬地址還是需要修正為該段的合法地址。

經過這樣的操作之后，在虛擬地址中每一個段的界限是涇渭分明的，但是映射到的物理內存頁，則有可能是同一個。