可执行文件的装载与进程*

程序执行时所需要的指令和数据必须在内存中才能够正常运行，最简单的办法就是将程序运行所需要的指令和数据全都装入内存中。但是内存不够硬伤，所以采用动态装入。

动态装载

装载的两种方式：曾经使用的覆盖装入，现在使用的页映射。

覆盖装入：将模块按照它们之间的依赖关系组织成树状结构。本质上还是想节约内存，将没有依赖的模块可以覆盖在同一块内存。

页映射：每一个进程立起来的时候分配的空间其实只是先建立页表映射，在虚拟地址中根据分区算法等“拿到自己的段”，建立页表，建立对应的页项，此时仍然没有拿到物理内存。等到执行到相应的代码时，发现该页没有影射到物理页，发生页错误，再从文件中读入相应内容到内存，这就真的拿到了内存。

每个进程都有自己的页表段表，进程的段表和页表肯定放在进程的“身份证”--PCB中，每个进程肯定也会拿到自己的文件fnode 之类。

进程的段表：每个进程的段表就是LDT表，LDT段表的基址可以放在特定的寄存器中。

进程的页表：每个进程都有自己的页表，页表的基址依然放在特定的寄存器中。

 

程序分段：段号+偏移：CS+IP给出的是虚拟地址，在保护模式下，CS中放的就是段选择子而非物理地址。

分页的存在，是为了解决内存分区的效率问题。操作系统初始化的时候，会将内存打散成一页一页的。

操作系统的段表就是GDT表，每个进程的段表就是LDT表。

 

由于可执行文件在装载时实际上是被映射的虚拟空间，所以可执行文件很多时候又被称为映像文件（Image）。

三种重定位方式：

编译时重定位：将内存地址提前写死。

载入时重定位：更灵活，但是换入换出后，失效

运行时重定位：base 放在pcb 中，换入换出，pcb 更新base。

 

ELF文件的链接视图和执行视图 

ELF文件在映射时，是以页为单位的，每个段在映射时都是页的整数倍，当段的数量增多时，这会导致很大的空间浪费。

于是采用将属性相似又连在一起的section 合并为 segment。装载时以segment为映射的方法减小空间浪费。这是将很多的section合并为较少的segment。在映射的时候是用segment视图，因为有很多section不需要被映射到内存。

ELF可执行文件中有一个程序头表，来保存segment 的信息。因为ELF目标文件不需要被装载，所以目标文件没有程序头表。

一个进程基本上可以分为以如下几种VMA区域：

• 代码VMA，权限只读、可执行;有映像文件。
• 数据VMA，权限可读写、可执行;有映像文件。
• 堆VMA，权限可读写、可执行:无映像文件，匿名，可向上扩展。
• 栈VMA，权限可读写、不可执行;无映像文件，匿名，可向下扩展。

 

装载的基本过程：