gcc 编译时，链接器安排的【虚拟地址】是如何计算出来的？
问题描述
昨天下午，旁边的同事在学习Linux系统中的虚拟地址映射(经典书籍《程序员的自我修养-链接、装载与库》)，在看到6.4章节的时候，对于一个可执行的ELF文件中，虚拟地址的值百思不得其解！
例如下面这段C代码：
首先编译出32位的可执行程序(为了避开一些与主题无关的干扰因素，采用了静态链接)：
gcc -m32 -static test.c -o test编译得到ELF格式的可执行文件：test。
这个时候，使用readelf工具来查看这个可执行文件中的段信息(segment):
上图中的红色矩形框中，第二个段的地址为什么是0x080e_9f5c？
这篇文章主要根据书中的解释，来具体的分析这个值的来龙去脉。
ELF 文件格式
在Linux系统中，有4种类型的文件都是ELF格式，包括：目标文件，可执行文件，动态链接库文件、核心转储文件。
如果想系统掌握Linux系统中的底层知识，研究ELF的格式是避免不了的事情。
之前总结过这篇文章：《Linux系统中编译、链接的基石-ELF文件：扒开它的层层外衣，从字节码的粒度来探索》，里面详细总结了ELF文件的内部结构。
这里就不再赘述了，只要记住2点：
从编译器的角度看，ELF 文件是由很多的节(Section)组成的；
从程序加载器的角度看，ELF 文件是又很多的段(Segment)组成的；
其实它俩没有本质区别，只不过是链接器在链接阶段，把不同目标文件中相同的section组织在一起，形成一个segment。
对于刚才编译出的test可执行文件，其加载视图如下：
可以看到该文件一共有5个段(segment)，前2个需要LOAD到内存的段，它们属性分别是：读、执行(R E) 和 读、写(RW)，它们分别是代码段和数据段。
绿色的箭头反映出：代码段中包含了很多的section；黄色的箭头反映出数据段也包含了很多的section。
地址转换和内存映射
从地址转换的角度来看：
Linux系统中CPU中使用的都是虚拟地址，该虚拟地址在寻址的时候，需要经过MMU地址转换，得到实际的物理地址，然后才能在物理内存中读取指令，或者读取、写入数据。
在现代操作系统中，MMU地址转换单元基本上都是通过页表来进行地址转换的:
当然了，有些系统是两级转换(页目录、页表)，有些系统是三级或者四级页表。
从内存映射的角度来看：
操作系统在把一个可执行程序加载到系统中时，把ELF文件中每个段的内容读取到物理内存中，然后把这个物理内存映射到该段对应的虚拟地址上(VirtAddr)。
假设一个可执行程序中的代码段长度是1.2K字节, 数据段长度是1.3K字节。
操作系统在把它俩读取到内存中时，需要2 个物理内存页来分别存储它们(每 1 个物理页的长度是4K):
虽然每一个物理内存页的大小是 4K，但是代码段和数据段实际上只使用了每个页面刚开始的一段空间。
当CPU中需要读取物理内存上代码段中的指令时，使用的虚拟地址是0x0000_1000~0x0000_1000+1.2K这个区间的地址，MMU单元经过页表转换之后，就会得到这个存放着代码段的物理页的物理地址。
数据段的寻址方式也是如此：当CPU中需要读写物理内存上数据段中的数据时，使用的虚拟地址是0x0000_2000~0x0000_2000+1.3K这个区间的地址。
MMU单元经过页表转换之后，就会得到存放着数据段的物理页的物理地址。
可以看出在这样的安排下，每一个段的虚拟地址，都是按照4K(0x1000)对齐的。
如果操作系统都是这样简单映射的话，那么事情就简单多了。
如果按照这样的安排，来分析一下文章开头的 test 可执行程序中的虚拟地址安排：
代码段安排的开始虚拟地址是 0x0804_8000，这是 4K 对齐的;
代码段的结束虚拟地址就应该是 0x0804_8000 + 0xa0725 = 0x080e_8725;
那么数据段的开始地址就可以安排在 0x080e_8725 之后的下一个 4K 对齐的边界地址，即：0x080e_9000。
但是这样的地址安排，严重浪费了物理内存空间！
1.2K字节的代码段加上1.3K字节的数据段，本来只需要1个物理页就够了(4KB)，但是这里却消耗掉2个物理页(8KB)。
为了减少物理内存的浪费，Linux操作系统就采用了一些巧妙的办法来减少物理内存的浪费，那就是:把文件中接壤部分的代码段和数据段，读取到同一个物理内存页中，然后在虚拟地址空间中映射两次，详述如下。
Linux 中的内存重复映射
先来看一下test文件的结构：
代码段在文件中的开始位置是：0x00000，长度是0xa0725。
数据段的开始位置是：0xa0f5c，长度是0x1024。
可以看到它俩之间有一个空白区间，长度是：0xa0f5c - 0xa0725 = 0x837(十进制：2103字节)。
由于操作系统在把test文件读取到物理内存的时候，从文件开始代码段的0x00000地址开始读取，按照4KB为一个单位存放到一个物理页中。
文件中代码段的 0x00000 ~ 0x00FFF 读取到一个物理页中；
文件中代码段的 0x01000 ~ 0x01FFF 读取到物理页中；
下面的内容都是如此分割、复制;
也就是说：相当于把test文件从开始位置，按照4KB为一个单位进行"切割"，然后复制到不同的物理内存页中，如下所示：
注意：这些物理页的地址很可能是不连续的。
这里有意思的是：代码段与数据段接壤的这个4KB的空间，它的开始地址是0xA0000，结束地址是0xA0FFF，被复制到物理内存中最上面的橙色物理页中。
再来看一下代码段的虚拟地址：在执行gcc指令的的时候，链接器把代码段的虚拟地址安排在0x0804_8000处：
也就是说：当CPU中(或者说程序代码中)，使用0x0804_8000 ~ 0x0804_7FFF这个区间的地址时，经过地址映射，就会找到物理内存中浅绿色的物理页，而这个物理页也对应着test可执行文件开始的第一个4KB的空间。
而且，从虚拟地址的角度看，它的地址都是连续的，对应着test文件中连续的内容，这也是虚拟地址映射的本质。
把代码段的开始位置安排在 0x0804_8000 地址，这是 Linux 操作系统确定的。
那么考虑一下：代码段的最后一部分指令相应的4K页面，其对应的开始虚拟地址是多少呢？
上图中已经标记出来了，就是虚拟地址中橙色部分：0x080e_8000，计算如下：
通过代码段的开始地址0x0804_8000，再加上代码段在内存中的长度0xa0725，结果就是0x080e_8725。
按照4K (0x1000)对齐之后，最后一个虚拟页就应该是0x080e_8000。
也就是说：虚拟地址中0x080e_8000 ~ 0x080e_8724这个区间就对应着test文件中代码段的最后一部分指令(0x725个字节)。
此外，上图中最右侧：test文件结构中的2个红色地址：0xA0000, 0xA1000，是如何计算得到的？
代码段的长度是0xA0725，按照4K为一个单位来进行分割，也就是把0xA0725对0x1000进行整除，就得到这个4KB的开始地址0xA0000。
同理，下一个4KB的开始地址就是0xA1000。
把文件中这部分4K的数据(包括：一部分代码段内容 +0x837字节空洞 + 一部分数据段内容)，复制到上图中物理内存中最上面的橙色物理页中。
又因为虚拟地址空间中，0x080E_8000开始的这个4KB空间映射到这个物理页中，所以：在这个虚拟地址空间中，也有一个0x837字节的空洞，如下所示：
空洞的下方，是代码段的指令；空洞的上方，是数据段的数据。
现在，这个物理页中即存放了代码，又存放了数据。
那么CPU中在查找部分的代码和数据的时候，必须都能够找得到才行！
对于代码段比较好理解：从这个物理页开始的前0x725个字节是有效的，从虚拟地址的角度看，就是从0x080e_8000开始的前0x725个字节是有效的。
因此，对于这部分代码的寻址，使用的虚拟地址处于0x080e_8000 ~ 0x080e_8724这个区间中。
那么数据段呢？
重点来了：Linux系统把虚拟地址空间0x080e_9000 ~ 0x080e_9FFF也映射到图中物理内存中最上面的橙色物理页上！
如下所示：
因为物理页中，是从0x837个字节空洞的上面开始，才是真正的数据段内容，那么相应的: 虚拟地址0x080e_9000 ~ 0x080e_9FFF空间中，0x837字节上面的内容才是数据段内容。
那么在虚拟地址空间中，这个数据段的开始地址应该是多少呢？
只要计算出0x837字节空洞的上方，距离这个4K页面开始地址的偏移量就可以了，然后再加上这个4K页面的起始地址0x080E_9000，就得到了数据段的开始地址(虚拟地址)。
因为虚拟地址、物理地址、test文件中，都是按照4K的单位进行划分的，因此这个偏移量就等于：test文件中数据段的开始地址(0xA0F5C)距离这个页面的开始地址(0xA0000) 的偏移量。
0xA0F5C - 0xA0000 = 0xF5C。
即：从这个4K页面的开始地址，偏移量为0xF5C的地方，才是数据段内容的开始。
因此对于虚拟地址来说，从0x080e_9000地址开始，偏移量为0xF5C之后的内容才是数据段的内容，这个地址值就是：0x080e_9000 + 0xF5C = 0x080e_9F5C，如下所示：
这个地址正是readelf工具读所显示的：数据段加载到虚拟地址空间中的开始地址，如下所示：
至此，就解释了文章开头提出的问题！
再来看一下整个数据段的内容：在内存中数据段占据的空间是0x01e48(readelf工具读取到的MemSiz)，那么数据段的结束地址就是(虚拟地址)：
0x080e_9F5C + 0x01e48 = 0x080e_bda4
如下所示：
小结
Linux系统中的这个操作：对属于不同段的内容进行重复映射，有点类似于共享内存的味道了。
只不过这里重复映射之后，每个段的虚拟地址还是需要修正为该段的合法地址。
经过这样的操作之后，在虚拟地址中每一个段的界限是泾渭分明的，但是映射到的物理内存页，则有可能是同一个。
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1、互联网协议入门
2、手撸一个智能指针
3、天天讲路由，那 Linux 路由到底咋实现的！？
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