动态链接原理 --- PLT/GOT
如果调用者使用了共享库的符号，则调用者的数据段会有一个GOT，用于记录共享库符号的地址；如果共享库A作为调用者使用了共享库B的符号，则共享库A的数据段也会有一个GOT。由于编译的时候不能知道共享库的符号地址，所以调用者通过GOT获取共享库的符号地址，运行时链接只需要修改位于数据段的GOT的内容，不需要对调用者的代码段重定位。
共享库有数据段和代码段，数据段是每个应用程序各自有一份，代码段是每个应用程序共享一份。
在介绍PLT/GOT之前，先以一个简单的例子引入，各位请看以下代码：
#include <stdio.h> void print_banner() { printf("Welcome to World of PLT and GOT\n"); } int main(void) { print_banner(); return 0; }
经编译和链接阶段之后，test可执行文件中print_banner函数的汇编指令如下：
080483cc <print_banner>: 80483cc: push %ebp 80483cd: mov %esp, %ebp 80483cf: sub $0x8, %esp 80483d2: sub $0xc, %esp 80483d5: push $0x80484a8 80483da: call **<printf函数的地址>** 80483df: add $0x10, %esp 80483e2: nop 80483e3: leave 80483e4: ret
那么问题来了：进程运行起来之后，glibc动态库也装载了，printf函数地址亦已确定，上述call指令如何修改（重定位）呢？
一个简单的方法就是将指令中的**<printf函数地址>**修改printf函数的真正地址即可。
但这个方案面临两个问题：
- 现代操作系统不允许修改代码段，只能修改数据段
- 如果print_banner函数是在一个动态库内，修改了代码段，那么它就无法做到系统内所有进程共享同一个动态库。
因此，printf函数地址只能回写到数据段内，而不能回写到代码段上。
注意：刚才谈到的回写，是指运行时修改，更专业的称谓应该是运行时重定位，与之相对应的还有链接时重定位。
根据前面讨论，运行时重定位是无法修改代码段的，只能将printf重定位到数据段。那在编译阶段就已生成好的call指令，怎么感知这个已重定位好的数据段内容呢？
答案是：链接器生成一段额外的小代码片段，通过这段代码获取printf函数地址，并完成对它的调用。
链接器生成额外的伪代码如下：
.text ... // 调用printf的call指令 call printf_stub ... printf_stub: mov rax, [printf函数的储存地址] // 获取printf重定位之后的地址 jmp rax // 跳过去执行printf函数 .data ... printf函数的储存地址： 这里储存printf函数重定位后的地址
链接阶段发现printf定义在动态库时，链接器生成一段小代码print_stub，然后printf_stub地址取代原来的printf。因此转化为链接阶段对printf_stub做链接重定位，而运行时才对printf做运行时重定位。
存放函数地址的数据表，称为全局偏移表（GOT, Global Offset Table），而那个额外代码段表，称为程序链接表（PLT，Procedure Link Table）。
got 表即: 全局偏移表 , Global Offset Table. 当动态链接库中的代码使用PIC模式编译出地址无关代码时，在调用方需要生成相应的 .got 段来存储函数的地址。相当于一个函数指针来寻址动态链接库中的函数，这样做的原因: 把原本在 .text section 中对一个动态库中函数地址的相对地址调用转换为从数据段 .got 中的函数指针进行间接调用，这样就可以使主模块中(只是这里举例的场景, 调用者不一定是主模块) 的 .text section 的代码中的函数地址不用重定位。
当启用延时加载特性时，我们的函数的间接调用会再加一层间接调用，也就是 .plt 段。此时，调用时: caller -> targetFun@plt -> targetFun@got.plt -> 目标函数。而 .plt 段的目的是提供一个特殊代码序列，当没有加载地址时，会在 plt 段顺序执行以触发延时加载。当加载完成后，以后都如上面的链条一样两次跳转后到达真正的函数。当有使用 .plt 段的时候，原来的 .got 不再存储函数的指针。此时会有另外一个类似的段来承担 相应的工作: .plt.got。
