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ELF文件格式是一个开发标准，各种UNIX系统的可执行文件都采用ELF格式，它有三种不同的类型：
现在分析一下上一篇文章中经过汇编之后生成的目标文件max.o和链接之后生成的可执行文件max的格式，从而理解汇编、链接和加载执行的过程。
一、目标文件
ELF文件格式提供了两种不同的视角，在汇编器和链接器看来,ELF文件是由Section Header Table描述的一系列Section的集合，而执行一个ELF文件时，在加载器看来它是由Program Header Table描述的一系列Segment的集合，如下图所示：
左边是从汇编器和链接器的视角来看这个文件，开头的ELF Header描述了体系结构和操作系统等基本信息，并指出Section Header Table和Program Header Table在文件中的什么位置,Program Header Table在汇编和链接过程中没有用到，所以是可有可无的,Section Header Table中保存了所有Section的描述信息。右边是从加载器的视角来看这个文件，开头是ELF Header，Program Header Table中保存了所有Segment的描述信息，Section Header Table在加载过程中没有用到，所以是可有可无的。注意Section Header Table和Program Header并不一定要位于文件开头和结尾的，其位置由ELF Header指出。
我们在汇编程序中用.section声明的Section会成为目标文件中的Section，此外汇编器还会自动添加一些Section（比如符号表）。Segment是指程序运行时加载到内存的具有相同属性的区域，由一个或多个Section组成，比如有两个Section都要求加载到内存后可读可写，就属于同一个Segment。有些Section只对汇编器和链接器有意义，在运行时用不到，也不需要加载到内存，那么句不属于任何Segment。
目标文件需要连接器做进一步处理，所以一定有Section Header Table；可执行文件需要加载运行，所以一定有Program Header Table；而共享库既要加载运行，又要在加载时做动态链接，所以既有Section Header Table又有Program Header Table。
下面用readelf工具读出目标文件max.o的ELF Header和Section Header Table，然后我们逐段分析。
ELF Header中描述了操作系统是UNIX，体系结构是80386.Section Header Table中有8个Section Header，在文件中的位置（或者叫文件地址）从180(0xc8)开始，每个40字节，共320字节，到文件地址0x1f3结束。这个目标文件没有Program Header。
从Section Header中读出各Section的描述信息，其中.text和.data是我们在汇编程序中声明的Section，而其他Section是汇编器自动添加的。Addr是这些段加载到内存中的地址(程序中的地址都是虚拟地址)，加载地址要在链接时填写，现在空缺，所以是00000000.Off和Size两列指出了各Section的文件地址，比如.data从文件地址0x60开始，一共0x24个字节，我们在max程序中定义了9个4字节的整数，一共是36个字节，十六进制则为0x24个。根据以上信息可以描绘出整个目标文件的布局：
（注意：这只是参考书上的截图内存地址与上图实际地址不同，仅供参考之用）
我们用hexdump工具把目标文件的字节全部打印出来看。
左边一列是文件中的地址，中间是每个字节的16进制表示，右边是把这些字节解释成ASCII码所对应的字符。中介有一个*号表示省略的部分全是0。.data段对应的是这一块:
这一段将来要原封不动地加载到内存中。
.shstrtab和.strtab这两个Section中存放的都是ASCII码：
可见.shstrtab中保存着各Section的名字，.strtab中保存着程序中用到的符号的名字。每个名字都是以‘\0‘结尾的字符串。
C语言的全局变量如果在代码中没有初始化，就会在程序加载时用0初始化。这种数据属于.bss段，在加载时它和.data段一样是可读可写的数据，但是在ELF文件中.data段需要占用一部分空间保存初始值,而.bss段则不需要。也就是说.bss段在文件中值占一个Section Header而没有对应的Section，程序加载时.bss段占多大内存空间在Section Header中描述。
我们继续分析readelf输出的最后一部分，是从.rel .text和.symtab这两个Section中读出的信息
.rel .text告诉链接器指令中的哪些地方需要重定位。
.symtab是符号表。Ndx列是每个符号所在的Section编号，例如data_items在第三个Section里（也就是.data）各Section的编号见Section Header Table。Value列是每个符号所代表的地址，在目标文件中。符号地址都是相对于该符号所在Section的相对地址，比如data_items位于.data段的开头，所以地址是0。从Bind这一列可以看出_start这个符号是GLOBAL的，而其他符号是LOCAL的。
现在只剩下.text段没有分析。objdump工具可以把程序中的机器指令反汇编,那么反汇编的结果是否跟原来写的汇编代码一模一样呢？对比：
左边是机器指令的字节，右边是反汇编结果。显然所有的符号都被替换成地址了，比如je 23，注意没有加$的数表示内存地址，而不表示立即数。这条指令后面的<loop_exit>并不是指令的一部分，而是反汇编器从.symtab和.strtab查到的符号名称，写在后面是为了有更好的可读性。目前所有的跳转指令和内存访问指令(mov 0x0(,%edi,4), %eax)中的地址都是符号的相对地址，下一步链接器要修改这些指令，把其中的地址都改成加载时的内存地址，这些指令才能正确执行。
二、可执行文件
我们按上一节的步骤分析可执行文件max，看看链接器都做了什么改动
在ELF Header中，Type改成了EXEC,由目标文件变成可执行文件了,Entry point改成了0x8048074（这是_start符号的地址）,还可以看出多了两个Program Header，少了两个Section Header。
在Section Heade Table中 .text和.data的加载地址分别改成了0x8048074和0x80490a0。.bss段没有用到，所以被删掉了。.rel .text段就是用于链接过程的，链接完了就没用了，所以也删掉了。
多出来的Program Header Table描述了两个Segment的信息。.text段和前面的ELF Header、Program Header Table一起组成一个Segment（FileSize指出总长度是0x9e）, .data段组成另一个Segent（总长度是0x38）VirtAddr列指出第一个Segment加载到虚地址0x08048000，第二个Segment加载到地址0x080490a0。Fig列指出第一个Segment的访问权限是可读可执行,第二个Segment的访问权限是可读可写的。最后一列Align的值0x1000（4K）是x86平台的内存页面大小。在加载时要求文件中的一页对应内存中的一页，对应关系如下：
这个可执行文件很小，总共也不超过一页大小，但是两个Segment必须加载到内存中两个不同的页面，因为MMU的权限保护机制是以页为单位的，一个页面只能设置一种权限。此外还规定每个Segment在文件页面内偏移多少加载到内存页面仍然偏移多少，比如第二个Segment在文件中的偏移是0xa0，在内存页面0x0804 9000中的偏移仍然是0xa0，所以是从0x0804 90a0开始，这样规定是为了简化链接器和加载器的实现。从上图也可以看出 .text 段的加载地址应该是 0x0804 8074 ，也正是 _start 符号的地址和程序的入口地址。原来目标文件符号表中的 Value 都是相对地址，现在都改成绝对地址了。此外还多了三个符号 __bss_start 、 _edata 和 _end ，这些是在链接过程中添进去的，加载器可以利用这些信息把 .bss 段初始化为0。
再看一下反汇编的结果：
指令中的相对地址都改成绝对地址了。我们仔细检查一下都改了哪些地方。首先看跳转指令，原来目标文件的指令是这样：
...... 11: 74 10 je 23 <loop_exit> ...... 1d: 7e ef jle e <start_loop> ...... 21: eb eb jmp e <start_loop> ......
现在改成了这样：
...... 8048085: 74 10 je 8048097 <loop_exit> ...... 8048091: 7e ef jle 8048082 <start_loop> ...... 8048095: eb eb jmp 8048082 <start_loop> ......
改了吗？其实只是反汇编的结果不同了，指令根本没改。为什么不用改指令就能跳转到新的地址呢？因为跳转指令中指定的是相对于当前指令向前或向后跳多少字节，而不是指定一个完整的内存地址，内存地址有32位，这些跳转指令只有16位，显然也不可能指定一个完整的内存地址，这称为相对跳转。
再看内存访问指令，原来目标文件的指令是这样：
...... 5: 8b 04 bd 00 00 00 00 mov 0x0(,%edi,4),%eax ...... 14: 8b 04 bd 00 00 00 00 mov 0x0(,%edi,4),%eax ......
现在改成了这样：
...... 8048079: 8b 04 bd a0 90 04 08 mov 0x80490a0(,%edi,4),%eax ...... 8048088: 8b 04 bd a0 90 04 08 mov 0x80490a0(,%edi,4),%eax ......
指令中的地址原本是0x0000 0000，现在改成了0x0804 09a0（注意是小端字节序）。那么链接器怎么知道要改这两处呢？是根据原来目标文件中的 .rel.text 段提供的重定位信息来改的：
...... Relocation section ‘.rel.text‘ at offset 0x2b0 contains 2 entries: Offset Info Type Sym.Value Sym. Name 00000008 00000201 R_386_32 00000000 .data 00000017 00000201 R_386_32 00000000 .data ......
第一列 Offset 的值就是 .text 段需要改的地方，在 .text 段中的相对地址是8和0x17，正是这两条指令中00 00 00 00的位置。
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原文地址：http://www.cnblogs.com/orlion/p/5767915.html
