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鏈接器安排的【虛擬地址】是如何計(jì)算出來的?

li5236 ? 來源:道哥分享 ? 作者:道哥分享 ? 2022-03-29 14:36 ? 次閱讀
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問題描述

昨天下午,旁邊的同事在學(xué)習(xí)Linux系統(tǒng)中的虛擬地址映射(經(jīng)典書籍《程序員的自我修養(yǎng)-鏈接、裝載與庫》),在看到6.4章節(jié)的時(shí)候,對于一個(gè)可執(zhí)行的ELF文件中,虛擬地址的值百思不得其解!

例如下面這段C代碼:

poYBAGJCqPOABRdMAAG9iZYG0g4084.jpg

首先編譯出32位的可執(zhí)行程序(為了避開一些與主題無關(guān)的干擾因素,采用了靜態(tài)鏈接):

gcc -m32 -static test.c -o test

編譯得到ELF格式的可執(zhí)行文件:test。

pYYBAGJCqPOAYsyLAAIPXflPCH8725.jpg

這個(gè)時(shí)候,使用readelf工具來查看這個(gè)可執(zhí)行文件中的段信息(segment):

poYBAGJCqPSAcBW_AAWFTSSCtcA102.jpg

上圖中的紅色矩形框中,第二個(gè)段的地址為什么是 0x080e_9f5c?

這篇文章主要根據(jù)書中的解釋,來具體的分析這個(gè)值的來龍去脈。

ELF 文件格式

在Linux系統(tǒng)中,有4種類型的文件都是ELF格式,包括:目標(biāo)文件,可執(zhí)行文件,動(dòng)態(tài)鏈接庫文件、核心轉(zhuǎn)儲(chǔ)文件。

如果想系統(tǒng)掌握Linux系統(tǒng)中的底層知識(shí),研究ELF的格式是避免不了的事情。

很久之前總結(jié)過這篇文章:《Linux系統(tǒng)中編譯、鏈接的基石-ELF文件:扒開它的層層外衣,從字節(jié)碼的粒度來探索》,里面詳細(xì)總結(jié)了ELF文件的內(nèi)部結(jié)構(gòu)。

這里就不再贅述了,只要記住2點(diǎn):

1.從編譯器的角度看,ELF 文件是由很多的節(jié)(Section)組成的;

2.從程序加載器的角度看,ELF 文件是又很多的段(Segment)組成的;

其實(shí)它倆沒有本質(zhì)區(qū)別,只不過是鏈接器在鏈接階段,把不同目標(biāo)文件中相同的section組織在一起,形成一個(gè) segment。

對于剛才編譯出的test可執(zhí)行文件,其加載視圖如下:

pYYBAGJCqPSAanuEAAWm4WhSWq4394.jpg

可以看到該文件一共有5個(gè)段(segment),前2個(gè)需要LOAD到內(nèi)存的段,它們屬性分別是:讀、執(zhí)行(R E) 和 讀、寫(RW),它們分別是代碼段和數(shù)據(jù)段。

綠色的箭頭反映出:代碼段中包含了很多的 section;黃色的箭頭反映出數(shù)據(jù)段也包含了很多的 section。

地址轉(zhuǎn)換和內(nèi)存映射

從地址轉(zhuǎn)換的角度來看:

Linux 系統(tǒng)中CPU中使用的都是虛擬地址,該虛擬地址在尋址的時(shí)候,需要經(jīng)過MMU地址轉(zhuǎn)換,得到實(shí)際的物理地址,然后才能在物理內(nèi)存中讀取指令,或者讀取、寫入數(shù)據(jù)。

在現(xiàn)代操作系統(tǒng)中,MMU地址轉(zhuǎn)換單元基本上都是通過頁表來進(jìn)行地址轉(zhuǎn)換的:

poYBAGJCqPWAUW85AAGOfont-XQ386.jpg

當(dāng)然了,有些系統(tǒng)是兩級轉(zhuǎn)換(頁目錄、頁表),有些系統(tǒng)是三級或者四級頁表。

從內(nèi)存映射的角度來看:

操作系統(tǒng)在把一個(gè)可執(zhí)行程序加載到系統(tǒng)中時(shí),把ELF文件中每個(gè)段的內(nèi)容讀取到物理內(nèi)存中,然后把這個(gè)物理內(nèi)存映射到該段對應(yīng)的虛擬地址上(VirtAddr)。

假設(shè)一個(gè)可執(zhí)行程序中的代碼段長度是1.2K字節(jié), 數(shù)據(jù)段長度是1.3K字節(jié)。

操作系統(tǒng)在把它倆讀取到內(nèi)存中時(shí),需要 2 個(gè)物理內(nèi)存頁來分別存儲(chǔ)它們(每 1 個(gè)物理頁的長度是4K):

pYYBAGJCqPWADIVyAAFK6tP5sC0814.jpg

雖然每一個(gè)物理內(nèi)存頁的大小是 4K,但是代碼段和數(shù)據(jù)段實(shí)際上只使用了每個(gè)頁面剛開始的一段空間。

當(dāng)CPU中需要讀取物理內(nèi)存上代碼段中的指令時(shí),使用的虛擬地址是 0x0000_1000 ~ 0x0000_1000 + 1.2K這個(gè)區(qū)間的地址,MMU單元經(jīng)過頁表轉(zhuǎn)換之后,就會(huì)得到這個(gè)存放著代碼段的物理頁的物理地址。

數(shù)據(jù)段的尋址方式也是如此:當(dāng)CPU中需要讀寫物理內(nèi)存上數(shù)據(jù)段中的數(shù)據(jù)時(shí),使用的虛擬地址是 0x0000_2000 ~ 0x0000_2000 + 1.3K這個(gè)區(qū)間的地址。

MMU單元經(jīng)過頁表轉(zhuǎn)換之后,就會(huì)得到存放著數(shù)據(jù)段的物理頁的物理地址。

可以看出在這樣的安排下,每一個(gè)段的虛擬地址,都是按照4K(0x1000)對齊的。

如果操作系統(tǒng)都是這樣簡單映射的話,那么事情就簡單多了。

如果按照這樣的安排,來分析一下文章開頭的 test 可執(zhí)行程序中的虛擬地址安排:

1.代碼段安排的開始虛擬地址是 0x0804_8000,這是 4K 對齊的;

2.代碼段的結(jié)束虛擬地址就應(yīng)該是 0x0804_8000 + 0xa0725 = 0x080e_8725;

3.那么數(shù)據(jù)段的開始地址就可以安排在 0x080e_8725 之后的下一個(gè) 4K 對齊的邊界地址,即:0x080e_9000。

但是這樣的地址安排,嚴(yán)重浪費(fèi)了物理內(nèi)存空間!

1.2K 字節(jié)的代碼段加上1.3K字節(jié)的數(shù)據(jù)段,本來只需要1個(gè)物理頁就夠了(4KB),但是這里卻消耗掉2個(gè)物理頁(8KB)。

為了減少物理內(nèi)存的浪費(fèi),Linux操作系統(tǒng)就采用了一些巧妙的辦法來減少物理內(nèi)存的浪費(fèi),那就是: 把文件中接壤部分的代碼段和數(shù)據(jù)段,讀取到同一個(gè)物理內(nèi)存頁中,然后在虛擬地址空間中映射兩次,詳述如下。

Linux 中的內(nèi)存重復(fù)映射

先來看一下test文件的結(jié)構(gòu):

poYBAGJCqPWAN0wmAAAsafA3Ujc854.jpg

代碼段在文件中的開始位置是:0x00000,長度是 0xa0725。

數(shù)據(jù)段的開始位置是:0xa0f5c,長度是0x1024。

可以看到它倆之間有一個(gè)空白區(qū)間,長度是: 0xa0f5c - 0xa0725 = 0x837(十進(jìn)制:2103字節(jié))。

由于操作系統(tǒng)在把test文件讀取到物理內(nèi)存的時(shí)候,從文件開始代碼段的0x00000地址開始讀取,按照4KB為一個(gè)單位存放到一個(gè)物理頁中。

1.文件中代碼段的 0x00000 ~ 0x00FFF 讀取到一個(gè)物理頁中;

2.文件中代碼段的 0x01000 ~ 0x01FFF 讀取到物理頁中;

3.下面的內(nèi)容都是如此分割、復(fù)制;

也就是說:相當(dāng)于把test文件從開始位置,按照4KB為一個(gè)單位進(jìn)行"切割",然后復(fù)制到不同的物理內(nèi)存頁中,如下所示:

pYYBAGJCqPWASPGQAABtQ1QJflY467.jpg

注意:這些物理頁的地址很可能是不連續(xù)的。

這里有意思的是:代碼段與數(shù)據(jù)段接壤的這個(gè)4KB的空間,它的開始地址是0xA0000,結(jié)束地址是0xA0FFF,被復(fù)制到物理內(nèi)存中最上面的橙色物理頁中。

再來看一下代碼段的虛擬地址:在執(zhí)行g(shù)cc指令的的時(shí)候,鏈接器把代碼段的虛擬地址安排在0x0804_8000處:

poYBAGJCqPWAVw1yAAC1XFf5kFU636.jpg

也就是說:當(dāng)CPU中(或者說程序代碼中),使用0x0804_8000 ~ 0x0804_7FFF 這個(gè)區(qū)間的地址時(shí),經(jīng)過地址映射,就會(huì)找到物理內(nèi)存中淺綠色的物理頁,而這個(gè)物理頁也對應(yīng)著test可執(zhí)行文件開始的第一個(gè)4KB的空間。

而且,從虛擬地址的角度看,它的地址都是連續(xù)的,對應(yīng)著test文件中連續(xù)的內(nèi)容,這也是虛擬地址映射的本質(zhì)。

把代碼段的開始位置安排在 0x0804_8000 地址,這是 Linux 操作系統(tǒng)確定的。

那么考慮一下:代碼段的最后一部分指令相應(yīng)的4K頁面,其對應(yīng)的開始虛擬地址是多少呢?

上圖中已經(jīng)標(biāo)記出來了,就是虛擬地址中橙色部分:0x080e_8000,計(jì)算如下:

通過代碼段的開始地址0x0804_8000,再加上代碼段在內(nèi)存中的長度0xa0725,結(jié)果就是 0x080e_8725。

按照4K (0x1000)對齊之后,最后一個(gè)虛擬頁就應(yīng)該是0x080e_8000。

也就是說:虛擬地址中0x080e_8000 ~ 0x080e_8724 這個(gè)區(qū)間就對應(yīng)著test文件中代碼段的最后一部分指令(0x725個(gè)字節(jié))。

此外,上圖中最右側(cè):test文件結(jié)構(gòu)中的2個(gè)紅色地址:0xA0000, 0xA1000,是如何計(jì)算得到的?

代碼段的長度是 0xA0725,按照4K為一個(gè)單位來進(jìn)行分割,也就是把0xA0725對0x1000進(jìn)行整除,就得到這個(gè)4KB的開始地址0xA0000。

同理,下一個(gè)4KB的開始地址就是0xA1000。

把文件中這部分4K的數(shù)據(jù)(包括:一部分代碼段內(nèi)容 + 0x837 字節(jié)空洞 + 一部分?jǐn)?shù)據(jù)段內(nèi)容),復(fù)制到上圖中物理內(nèi)存中最上面的橙色物理頁中。

又因?yàn)樘摂M地址空間中,0x080E_8000開始的這個(gè)4KB空間映射到這個(gè)物理頁中,所以:在這個(gè)虛擬地址空間中,也有一個(gè)0x837字節(jié)的空洞,如下所示:

pYYBAGJCqPaAUBlkAAB2jLkJ8go953.jpg

空洞的下方,是代碼段的指令;空洞的上方,是數(shù)據(jù)段的數(shù)據(jù)。

現(xiàn)在,這個(gè)物理頁中即存放了代碼,又存放了數(shù)據(jù)。

那么CPU中在查找部分的代碼和數(shù)據(jù)的時(shí)候,必須都能夠找得到才行!

對于代碼段比較好理解:從這個(gè)物理頁開始的前0x725個(gè)字節(jié)是有效的,從虛擬地址的角度看,就是從0x080e_8000開始的前0x725個(gè)字節(jié)是有效的。

因此,對于這部分代碼的尋址,使用的虛擬地址處于0x080e_8000 ~ 0x080e_8724這個(gè)區(qū)間中。

那么數(shù)據(jù)段呢?

重點(diǎn)來了:Linux系統(tǒng)把虛擬地址空間 0x080e_9000 ~ 0x080e_9FFF 也映射到圖中物理內(nèi)存中最上面的橙色物理頁上!

如下所示:

poYBAGJCqPaAVdcEAADEQ8znZnA069.jpg

因?yàn)槲锢眄撝校菑?x837個(gè)字節(jié)空洞的上面開始,才是真正的數(shù)據(jù)段內(nèi)容,那么相應(yīng)的: 虛擬地址0x080e_9000 ~ 0x080e_9FFF空間中,0x837字節(jié)上面的內(nèi)容才是數(shù)據(jù)段內(nèi)容。

那么在虛擬地址空間中,這個(gè)數(shù)據(jù)段的開始地址應(yīng)該是多少呢?

只要計(jì)算出0x837字節(jié)空洞的上方,距離這個(gè)4K頁面開始地址的偏移量就可以了,然后再加上這個(gè)4K頁面的起始地址 0x080E_9000,就得到了數(shù)據(jù)段的開始地址(虛擬地址)。

因?yàn)樘摂M地址、物理地址、test文件中,都是按照4K的單位進(jìn)行劃分的,因此這個(gè)偏移量就等于:test文件中數(shù)據(jù)段的開始地址(0xA0F5C) 距離 這個(gè)頁面的開始地址(0xA0000) 的偏移量。

0xA0F5C - 0xA0000 = 0xF5C 。

pYYBAGJCqPaAFjcDAAA-1y0EUrk624.jpg

即:從這個(gè)4K頁面的開始地址,偏移量為0xF5C的地方,才是數(shù)據(jù)段內(nèi)容的開始。

因此對于虛擬地址來說,從0x080e_9000地址開始,偏移量為0xF5C之后的內(nèi)容才是數(shù)據(jù)段的內(nèi)容,這個(gè)地址值就是:0x080e_9000 + 0xF5C = 0x080e_9F5C,如下所示:

poYBAGJCqPaASJEZAACQYSwrSLA759.jpg

這個(gè)地址正是readelf工具讀所顯示的:數(shù)據(jù)段加載到虛擬地址空間中的開始地址,如下所示:

pYYBAGJCqPeAU7rvAAFV78G8sjU166.jpg

至此,就解釋了文章開頭提出的問題!

再來看一下整個(gè)數(shù)據(jù)段的內(nèi)容:在內(nèi)存中數(shù)據(jù)段占據(jù)的空間是 0x01e48(readelf 工具讀取到的 MemSiz),那么數(shù)據(jù)段的結(jié)束地址就是(虛擬地址):

0x080e_9F5C + 0x01e48 = 0x080e_bda4

如下所示:

poYBAGJCqPeASZohAACqNeG56yo245.jpg

小結(jié)

Linux系統(tǒng)中的這個(gè)操作:對屬于不同段的內(nèi)容進(jìn)行重復(fù)映射,有點(diǎn)類似于共享內(nèi)存的味道了。

只不過這里重復(fù)映射之后,每個(gè)段的虛擬地址還是需要修正為該段的合法地址。

經(jīng)過這樣的操作之后,在虛擬地址中每一個(gè)段的界限是涇渭分明的,但是映射到的物理內(nèi)存頁,則有可能是同一個(gè)。

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    反映了電機(jī)的實(shí)際位置與期望位置之間的差異。 計(jì)算DD馬達(dá)偏差量的基本步驟如下: 確定期望位置:期望位置是系統(tǒng)希望電機(jī)達(dá)到的目標(biāo)位置。這可以是用戶輸入的值,也可以是系統(tǒng)根據(jù)某種算法計(jì)算出來的值。 獲取實(shí)際位置:實(shí)際位置是電機(jī)當(dāng)前的實(shí)際位置。這可
    的頭像 發(fā)表于 07-11 15:05 ?1289次閱讀
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