百篇博客系列篇.本篇为:
加载运行相关篇为:
- v51.xx 鸿蒙内核源码分析(ELF格式篇) | 应用程序入口并不是main | 51.c.h.o
- v53.xx 鸿蒙内核源码分析(ELF解析篇) | 你要忘了她姐俩你就不是银 | 51.c.h.o
- v54.xx 鸿蒙内核源码分析(静态链接篇) | 完整小项目看透静态链接过程 | 51.c.h.o
- v55.xx 鸿蒙内核源码分析(重定位篇) | 与国际接轨的对外部发言人 | 51.c.h.o
- v56.xx 鸿蒙内核源码分析(进程映像篇) | ELF是如何被加载运行的? | 51.c.h.o
可执行文件和共享目标文件（动态连接库）是程序的静态存储形式.要执行一个程序，系统要先把相应的可执行文件和动态连接库装载到进程空间中，这样形成一个可运行的进程的内存空间布局，也可以称它为"进程映像".
本篇结合源码介绍鸿蒙加载和运行shell进程的整个过程，因本篇涉及代码较多，所以删减了一些不相干的代码. 鸿蒙加载和运行ELF的函数为 LOS_DoExecveFile
LOS_DoExecveFile
根文件系统已经提供shell，fileName为 "/bin/shell"
//运行用户态进程 ELF格式，运行在内核态
INT32 LOS_DoExecveFile(const CHAR *fileName， CHAR * const *argv， CHAR * const *envp)
{
ELFLoadInfo loadInfo = { 0 };
CHAR kfileName[PATH_MAX + 1] = { 0 };//此时已陷入内核态，所以局部变量都在内核空间
INT32 ret;
loadInfo.newSpace = OsCreateUserVmSapce();//创建用户虚拟空间
if (loadInfo.newSpace == NULL) {
PRINT_ERR("%s %d， failed to allocate new vm space\n"， __FUNCTION__， __LINE__);
return -ENOMEM;
}
loadInfo.argv = argv;//参数数组
loadInfo.envp = envp;//环境数组
ret = OsLoadELFFile(&loadInfo);//加载ELF文件
if (ret != LOS_OK) {
return ret;
}
//对当前进程旧虚拟空间和文件进行回收
ret = OsExecRecycleAndInit(OsCurrProcessGet()， loadInfo.fileName， loadInfo.oldSpace， loadInfo.oldFiles);
if (ret != LOS_OK) {
(VOID)LOS_VmSpaceFree(loadInfo.oldSpace);//释放虚拟空间
goto OUT;
}
ret = OsExecve(&loadInfo);//运行ELF内容
if (ret != LOS_OK) {
goto OUT;
}
return loadInfo.stackTop;
OUT:
(VOID)LOS_Exit(OS_PRO_EXIT_OK);
return ret;
}
解读
- 创建了一个新的用户进程空间，每个应用进程都有自己独立的进程空间，也称虚拟空间.这个空间和内核空间是隔离的，用户空间的虚拟地址范围为 0x00000000 ~ 0x3FFFFFFF，内核空间是0x3FFFFFFF ~ 0xFFFFFFFF
- 加载ELF文件，注意 SysExecve -> LOS_DoExecveFile，而
SysExecve是个系统调用，所以LOS_DoExecveFile是运行在内核空间.加载过程由内核完成，包括申请的动态内存都是由内核空间提供. - 加载成功后，当前进程会被腾龙换鸟，把原有内脏挖空后留给新的
shell使用，原用进程空间和文件都会被保存下来. - 运行shell，代码段，数据段装载完成后，设置好运行栈，运行就变得很简单，将用户栈保存到内核栈中，程序就会切到shell入口地址
0x1000执行，正式开始了 shell 之旅
如何加载?
ELF一体两面，面对不同的场景扮演不同的角色，这是理解ELF的关键，链接器只关注1(ELF头信息)，3(区)，4(区头表) 的内容，加载器只关注1(ELF头信息)，2(段头表)，3(段)的内容，本篇说加载过程，所以不会出现区(sections)这个概念.
先看shell 1，2，3(段)的内容，这些内容看过
- v53.xx 鸿蒙内核源码分析(ELF解析篇) | 你要忘了她姐俩你就不是银 | 51.c.h.o
- v51.xx 鸿蒙内核源码分析(ELF格式篇) | 应用程序入口并不是main | 51.c.h.o
的不会陌生，对照着代码去看很容易理解.
root@5e3abe332c5a:/home/harmony/out/hispark_aries/ipcamera_hispark_aries/bin# readelf -h shell
ELF Header:
Magic: 7f 45 4c 46 01 01 01 00 00 00 00 00 00 00 00 00
Class: ELF32
Data: 2's complement， little endian
Version: 1 (current)
OS/ABI: UNIX - System V
ABI Version: 0
Type: DYN (Shared object file)
Machine: ARM
Version: 0x1
Entry point address: 0x1000
Start of program headers: 52 (bytes into file)
Start of section headers: 25268 (bytes into file)
Flags: 0x5000200， Version5 EABI， soft-float ABI
Size of this header: 52 (bytes)
Size of program headers: 32 (bytes)
Number of program headers: 11
Size of section headers: 40 (bytes)
Number of section headers: 27
Section header string table index: 26
root@5e3abe332c5a:/home/harmony/out/hispark_aries/ipcamera_hispark_aries/bin# readelf -l shell
Elf file type is DYN (Shared object file)
Entry point 0x1000
There are 11 program headers， starting at offset 52
Program Headers:
Type Offset VirtAddr PhysAddr FileSiz MemSiz Flg Align
PHDR 0x000034 0x00000034 0x00000034 0x00160 0x00160 R 0x4
INTERP 0x000194 0x00000194 0x00000194 0x00016 0x00016 R 0x1
[Requesting program interpreter: /lib/ld-musl-arm.so.1]
LOAD 0x000000 0x00000000 0x00000000 0x00e64 0x00e64 R 0x1000
LOAD 0x001000 0x00001000 0x00001000 0x03690 0x03690 R E 0x1000
LOAD 0x005000 0x00005000 0x00005000 0x001b8 0x001b8 RW 0x1000
LOAD 0x006000 0x00006000 0x00006000 0x00034 0x00060 RW 0x1000
DYNAMIC 0x005008 0x00005008 0x00005008 0x000c8 0x000c8 RW 0x4
GNU_RELRO 0x005000 0x00005000 0x00005000 0x001b8 0x01000 R 0x1
GNU_EH_FRAME 0x000e54 0x00000e54 0x00000e54 0x0000c 0x0000c R 0x4
GNU_STACK 0x000000 0x00000000 0x00000000 0x00000 0x00000 RW 0
EXIDX 0x000928 0x00000928 0x00000928 0x00010 0x00010 R 0x4
Section to Segment mapping:
Segment Sections...
00
01 .interp
02 .interp .dynsym .gnu.hash .hash .dynstr .rel.dyn .ARM.exidx .rel.plt .rodata .eh_frame_hdr .eh_frame
03 .text .init .fini .plt
04 .init_array .fini_array .dynamic .got .got.plt
05 .data .bss
06 .dynamic
07 .init_array .fini_array .dynamic .got .got.plt .bss.rel.ro
08 .eh_frame_hdr
09
10 .ARM.exidx
解读
- INTERP 段,说明ELF需要加载另一个动态链接库
/lib/ld-musl-arm.so.1. - GNU_STACK 段,指的就是栈,没有它内核无法构建栈,而且必须是RW
- LOAD 段,指加载段,即.bss,.data,.text都属于加载段,加载它们到指定位置就是加载器的工作,而ELF本身已经提供了指令/数据的相对位置.加载器只需提供一个加载开始地址就能计算出指令/数据在虚拟空间中的最终地址.
ELFLoadInfo
理解ELFLoadInfo是理解鸿蒙加载ELF运行的关键.代码都已经注释.
typedef struct {//加载ELF信息结构体
ELFInfo execInfo; //可执行文件信息
ELFInfo interpInfo;//解析器文件信息 lib/libc.so
const CHAR *fileName;//文件名称
CHAR *execName;//程序名称
INT32 argc; //参数个数
INT32 envc; //环境变量个数
CHAR *const *argv; //参数数组
CHAR *const *envp; //环境变量数组
UINTPTR stackTop;//栈底位置，递减满栈下，stackTop是高地址位
UINTPTR stackTopMax;//栈最大上限
UINTPTR stackBase;//栈顶位置
UINTPTR stackParamBase;//栈参数空间，放置启动ELF时的外部参数，大小为 USER_PARAM_BYTE_MAX 4K
UINT32 stackSize;//栈大小
INT32 stackProt;//LD_PT_GNU_STACK栈的权限 ，例如(RW)
UINTPTR loadAddr; //加载地址
UINTPTR elfEntry; //装载点地址 即: _start 函数地址
UINTPTR topOfMem; //虚拟空间顶部位置，loadInfo->topOfMem = loadInfo->stackTopMax - sizeof(UINTPTR);
UINTPTR oldFiles; //旧空间的文件映像
LosVmSpace *newSpace;//新虚拟空间
LosVmSpace *oldSpace;//旧虚拟空间
#ifdef LOSCFG_ASLR
INT32 randomDevFD;
#endif
} ELFLoadInfo;
解读
- 一个程序要运行需要两个必不可少的硬性条件.
- 指令在哪里，由
elfEntry，它是.text的开始位置，直接在 elf头中可以读到.
- 指令在哪里，由
- 拿到指令后在哪里运行，即栈在哪里，
ELFLoadInfo有7个变量在描述栈信息.足以说明栈的重要性.栈的构建对应的是ELF的GNU_STACK段，权限必须是(R + W)
- 拿到指令后在哪里运行，即栈在哪里，
-
interpInfo对应的是ELF的INTERP段，不是所有的ELF都会有INTERP段，如下:INTERP 0x000194 0x00000194 0x00000194 0x00016 0x00016 R 0x1
[Requesting program interpreter: /lib/ld-musl-arm.so.1]这个段的意思就是需要加载动态链接库，
/lib/ld-musl-arm.so.1是libc.so的一个软链，具体位置在根文件系统 /rootfs/lib/libc.so 位置. -
argv，envc命令行参数和环境变量内核会专门开辟4K空间，保存在栈底位置，一起保存的还有ELF的辅助向量表auxVector. -
loadAddr通过LOS_MMap将各LOAD段并做好的虚拟地址和物理地址的映射关系保存在了映射区.- 从代码看对
.bss区做了匿名映射,见于OsSetBss(),不清楚为何内核要区别对待.bss区. - 其余各区做了文件映射.
- 从代码看对
加载过程(OsLoadELFFile)
源码位置: ..\kernel\extended\dynload\src\los_load_elf.c
//加载ELF格式文件
INT32 OsLoadELFFile(ELFLoadInfo *loadInfo)
{
INT32 ret;
OsLoadInit(loadInfo);//初始化加载信息
ret = OsReadEhdr(loadInfo->fileName， &loadInfo->execInfo， TRUE);//读ELF头信息
if (ret != LOS_OK) {
goto OUT;
}
ret = OsReadPhdrs(&loadInfo->execInfo， TRUE);//读ELF程序头信息，构建进程映像所需信息.
if (ret != LOS_OK) {
goto OUT;
}
ret = OsReadInterpInfo(loadInfo);//读取段 INTERP 解析器信息
if (ret != LOS_OK) {
goto OUT;
}
ret = OsSetArgParams(loadInfo， loadInfo->argv， loadInfo->envp);//设置外部参数内容
if (ret != LOS_OK) {
goto OUT;
}
OsFlushAspace(loadInfo);//擦除空间
ret = OsLoadELFSegment(loadInfo);//加载段信息
if (ret != LOS_OK) {//加载失败时
OsCurrProcessGet()->vmSpace = loadInfo->oldSpace;//切回原有虚拟空间
LOS_ArchMmuContextSwitch(&OsCurrProcessGet()->vmSpace->archMmu);//切回原有MMU
goto OUT;
}
OsDeInitLoadInfo(loadInfo);//ELF和.so 加载完成后释放内存
return LOS_OK;
OUT:
OsDeInitFiles(loadInfo);
(VOID)LOS_VmSpaceFree(loadInfo->newSpace);
(VOID)OsDeInitLoadInfo(loadInfo);
return ret;
}
解读
-
OsReadPhdrs读取程序头(段头)，共11个段头. -
OsReadInterpInfo读取动态链接库lib/libc.so段头信息. -
OsSetArgParams将外部参数(命令行和环境变量)保存在栈底位置 -
OsFlushAspace切换进程空间，新进程空间重置堆区，映射区，MMU切换.映射区一旦变化意味着MMU的L1，L2表的变化. -
OsLoadELFSegment加载ELF.bss，.data，.text区，这些区统一叫LOAD段，建立新的虚拟地址和物理地址映射关系LOAD 0x000000 0x00000000 0x00000000 0x00e64 0x00e64 R 0x1000
LOAD 0x001000 0x00001000 0x00001000 0x03690 0x03690 R E 0x1000
LOAD 0x005000 0x00005000 0x00005000 0x001b8 0x001b8 RW 0x1000
LOAD 0x006000 0x00006000 0x00006000 0x00034 0x00060 RW 0x1000
四个加载段的内容对应以下各区，这些区都会加载到用户空间指定位置.
02 .interp .dynsym .gnu.hash .hash .dynstr .rel.dyn .ARM.exidx .rel.plt .rodata .eh_frame_hdr .eh_frame
03 .text .init .fini .plt
04 .init_array .fini_array .dynamic .got .got.plt
05 .data .bss - 经过以上操作， shell在虚拟内存中真实样子如下:
| 内存映像 | 虚拟地址范围 | 大小 | 备注 |
|---|---|---|---|
| stack 向下生长 | USER_ASPACE_TOP_MAX ~ USER_MAP_SIZE + USER_MAP_BASE | ||
| mmap 向上生长 | USER_MAP_SIZE + USER_MAP_BASE ~ USER_MAP_BASE | USER_MAP_SIZE | USER_MAP_BASE = (USER_ASPACE_TOP_MAX >> 1) |
| heap 向上生长 | USER_MAP_BASE ~ USER_HEAP_BASE | USER_HEAP_BASE = USER_ASPACE_TOP_MAX >> 2 | |
| .data .bss | 0x06060 ~ 0x006000 | 0x00060 | |
| .init_array .fini_array .dynamic .got .got.plt | 0x051b8 ~ 0x005000 | 0x001b8 | |
| .text .init .fini .plt | 0x04690 ~ 0x001000 | 0x03690 | |
| .interp .dynsym .gnu.hash .hash .dynstr .rel.dyn .ARM.exidx .rel.plt .rodata .eh_frame_hdr .eh_frame | 0x00e64 ~ 0x000000 | 0x00e64 |
但注意:其中不包含 /lib/libc.so的信息，动态链接部分会单独一篇去说明.
- 用户地址空间在 mmap处 一切为二， 堆区独占1/4， 所有区(.bbs，.text，..)共占1/4，映射区和栈区共占1/2，二者相立而行，向中间靠拢.
如何运行?
由 ..\kernel\extended\dynload\src\los_exec_elf.c 提供，很简单.
//运行ELF
STATIC INT32 OsExecve(const ELFLoadInfo *loadInfo)
{
if ((loadInfo == NULL) || (loadInfo->elfEntry == 0)) {
return LOS_NOK;
}
//任务运行的两个硬性要求:1.提供入口指令 2.运行栈空间.
return OsExecStart((TSK_ENTRY_FUNC)(loadInfo->elfEntry)， (UINTPTR)loadInfo->stackTop，
loadInfo->stackBase， loadInfo->stackSize);
}
//执行用户态任务， entry为入口函数 ，其中 创建好task，task上下文 等待调度真正执行， sp:栈指针 mapBase:栈底 mapSize:栈大小
LITE_OS_SEC_TEXT UINT32 OsExecStart(const TSK_ENTRY_FUNC entry， UINTPTR sp， UINTPTR mapBase， UINT32 mapSize)
{
UINT32 intSave;
if (entry == NULL) {
return LOS_NOK;
}
if ((sp == 0) || (LOS_Align(sp， LOSCFG_STACK_POINT_ALIGN_SIZE) != sp)) {//对齐
return LOS_NOK;
}
//注意 sp此时指向栈底，栈底地址要大于栈顶
if ((mapBase == 0) || (mapSize == 0) || (sp <= mapBase) || (sp > (mapBase + mapSize))) {//参数检查
return LOS_NOK;
}
LosTaskCB *taskCB = OsCurrTaskGet();//获取当前任务
SCHEDULER_LOCK(intSave);//拿自旋锁
taskCB->userMapBase = mapBase;//用户态栈顶位置
taskCB->userMapSize = mapSize;//用户态栈
taskCB->taskEntry = (TSK_ENTRY_FUNC)entry;//任务的入口函数
//初始化内核态栈
TaskContext *taskContext = (TaskContext *)OsTaskStackInit(taskCB->taskID， taskCB->stackSize，
(VOID *)taskCB->topOfStack， FALSE);
OsUserTaskStackInit(taskContext， (UINTPTR)taskCB->taskEntry， sp);//初始化用户栈，将内核栈中上下文的 context->R[0] = sp ，context->sp = sp
//这样做的目的是将用户栈SP保存到内核栈中，
SCHEDULER_UNLOCK(intSave);//解锁
return LOS_OK;
}
解读
- 运行shell出奇的简单，设置好执行指令的入口地址(PC)寄出器和栈指针(SP)就可以了，这些内容在系列篇中已经反复说过，请自行翻看.
- 因shell为用户态进程，所以会有内核态和用户态两个栈，初始化内核栈
OsTaskStackInit和用户栈OsUserTaskStackInit过程在线程概念篇中也已有描述.
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