- 原文標題：Special sections in Linux binaries
- 原文網址：http://lwn.net/Articles/531148/
- 原文作者：Daniel Pierre Bovet
- 原文發表時間：2013 年 01 月 03 日
譯註：
- 標題中的 Linux 指的是 Linux 核心。
- 本文內容與圖片皆自原網址修改。
- 根據核心的釋出時間，我推論原文應該是使用 3.7 版核心做為依據，因此在相關資料查詢時也都使用 3.7 版做為探索的依據。
↓↓↓↓↓↓ 正文開始 ↓↓↓↓↓↓
一個區段（section）是目的檔（object file）中的一塊區域，包含了對於連結（link，譯註 1）有用的資訊：程式的執行碼、資料、重定位資訊（relocation information）和更多東西。事實表明了，Linux 核心存在某些額外的區段型態，稱為「特殊區段」（special section），它們被用來實作各樣的核心功能（kernel feature），由於特殊區段並不為人所熟知，所以這裡值得對這個主題做點詳細說明。
節區（segment）與區段（section）譯註 2
儘管 Linux 支援許多二進位檔格式，但 ELF（Executable and Linking Format）在設計時所提供的靈活性和可擴充性，再加上不受限於任何處理器與架構的優點，使得它成為了最受歡迎的格式。一個 ELF 二進位檔包含了一個 ELF 標頭（ELF header），其後跟著幾個節區；每個節區依次包含一個或多個區段，而且每個節區和區段的長度都會在 ELF 標頭中指明；大部分的節區，因此也適用於多數的區段，都有一個初始位址（initial address），同樣也會在 ELF 標頭中指明。此外，每個節區都有各自的存取權限。
連結器（linker）會把輸入的目的檔中，凡是相同類別的的區段，合併成單一的區段，並指派初始位址給它，舉例來說，所有目的檔中的 .text 區段會被合併成單一的 .text 區段，這是一個預設包含程式中所有執行碼的區段。GNU 載入器（GNU loader）則會利用某些定義在 ELF 二進位檔中的節區來指派具有特定存取權限的記憶體區塊給行程（process）。
一般所謂的執行檔都含有四個典型的區段，根據慣例，各自名為 .text、.data、.rodata 與 .bss。區段 .text 包含了可執行碼並且包裹進一個具有讀取和執行權限的節區；而區段 .data 和 .bss 則對應包含了已初始化和未初始化的資料，並包裹進一個具有讀取與寫入權限的節區。
無論應用程式被載入幾次， Linux 只會將區段 .text 載入記憶體一次，這麼做減低了記憶體耗用和啟動時間（launch time），而由於執行碼並不會變更，所以這麼做是安全的；基於同樣的理由，包含了已初始化唯讀資料的區段 .rodata ，也會包裹進含有區段 .text 的同一個節區；區段 .data 則因為包含了在應用程式執行時會變動的資料，所以這個區段必須為每個不同程式實體（instance）進行複製。
「readelf -S」命令列出執行檔所含有的區段；而「readelf -l」命令則列出執行檔所含有的節區。
定義一個區段
區段到底在哪宣告的？如果你去觀察一個標準的 C 程式，你不會在其中找到任何與區段相關的東西；然而，如果你去觀察 C 程式的組語版本，你會找到數個定義區段起始的組譯指引（assembly directive），更準確地說，「.text」、「.data」和「.section rodata」這些指引標明了先前提到的三個典型區段的起始，而「.comm」這個指引則定義了未初始化資料所屬的區域。
GNU C 編譯器（GNU C compiler）會將一份原始碼轉換成等價的組合語言檔；下一步則由 GNU 組譯器（GNU assembler）接手，進一步產生目的檔，這個檔案是一個 ELF 可重定位檔案（ELF relocatable file），其中只包含了區段（而節區，因為具有絕對位址，所以無法定義在可重定位檔案之中）。此刻，除了僅具有一個長度與其相關聯的區段 .bss 之外，節區已然在目的檔中填充好了。
組譯器會掃描每行組合語言，將它們轉譯成二進位碼，並將二進位碼插入區段中，每個區段有各自的位移值（offset）告訴組譯器下一個位元組要插在哪裡，而組譯器一次只作用在一個區段上，稱之為當前區段（current section）。在某些情況下，例如替未初始化的全域變數配置記憶體時，組譯器並不會真的在當前區段中加入位元組，僅是遞增其位移值。
連結器依賴於所謂的連結器腳本（linker script），來判定對可執行檔中的各個區段指派哪個位址。想取得系統上的預設腳本，可以執行命令：
特殊區段
如果把一個單純的可執行檔（假設產生自 helloworld.c）中出現的區段，跟 Linux 核心執行檔中出現的區段比較一下，會發現 Linux 依靠許多不存在於常見可執行檔之中的特殊區段。這種區段的數量取決於硬體平台，在 x86_64 系統上有超過 30 個定義好的特殊區段；而在 ARM 系統上則有 10 個左右。
你可以利用 readelf 命令來從 vmlinux （就是核心執行檔） 的 ELF 標頭中取出資料，當你在 x86_64 機台上執行這個命令，會取得某些東西，就像這個樣子：
定義一個 Linux 特殊區段
特殊區段定義在 Linux 連結器腳本（Linux linker script）中，這是一個與先前提到的預設連結器腳本有所不同的連接器腳本，其相對應的原始檔儲存在特定於架構的子目錄樹之中的 kernel/vmlinux.ld.S，這個檔案使用一組定義於標頭檔 linux/include/asm_generic/vmlinux.lds.h 的巨集。
用於 ARM 硬體平台的連結器腳本包含了特殊區段的一個易於參考的定義譯註 3：
特殊區段 __ex_table 對齊於四個位元組的倍數。此外，連結器創建了一對識別符（identifier），取名為 __start___ex_table 和 __stop___ex_table，並設定它們的位址落在 __ex_table 的開頭與結尾，這些識別符必須以 extern 進行宣告，因為它們是在連結器腳本中定義的譯註 4。
因此定義與使用特殊區段可以總結如下：
- 連同做為界限的識別符對一起，在 Linux 的連結器腳本中定義該特殊區段「.special」。
- 在 Linux 程式碼中插入組譯指引 .section .special，指明直到下個 .section 組譯指引前的所有位元組，都插入到 .special。
- 在核心內，用該對識別符來操作那些位元組。
這樣子的宣告，會告訴編譯器跟在其後的程式碼必須插入到區段 .init.data；為了提升程式碼的可讀性，核心定義了某些適宜的巨集，例如巨集 __initdata，就定義得像這樣：
一些例子
如同在前面 readelf 回應結果中看到的，所有的特殊區段到最後，都會被包裹到某個定義在 vmlinux 的 ELF 標頭中定義的某個節區，並各自實現特定的目的。下方所列，根據儲存的資料類別，對一些 Linux 的特殊區段做了分類，在每當需要的時候，Linux 程式碼中，取代特殊區段名字，而用來指參（refer）區段的巨集名字也會提及。
- 二進位執行碼
只在 Linux 初始化期間調用的函式，會以 __init 宣告並放在區段 .init.text；一旦系統已經初始化，Linux 會利用該區段的定界符（delimiter），來釋放配置給區段的頁框（page frame）。
而以 __sched 宣告的函式則會插入到特殊區段 .sched.text，因此它們將會被在讀取檔案 /proc/PID/wchan 時呼叫的 get_wchan() 函式略過譯註 6，對於任何行程 PID，如果有的話，此檔案含有使其受到阻擋（block）的函式名稱（參見〈WCHAN the waiting channel〉取得更多細節），此區段的定界符圈定了一連串要略過的位址。以函式 down_read() 為例，因為它不能對阻擋行程的事件，給予任何有幫助的資訊，所以它才以 __sched 宣告。
- 已初始化的資料
只在 Linux 初始化期間使用的全域變數，會以 __initdata 宣告並放在區段 .init.data；一旦系統已經初始化，Linux 會利用該區段的定界符，來釋放配置給區段的頁框。
巨集 EXPORT_SYMBOL() 讓做為參數傳入的識別符可以被核心模組（kernel module）存取；而識別符的字串則儲存在區段 __ksymtab_strings。
- 函式指標
為了在初始化階段調用 __init 函式，Linux 提供了廣大的一組巨集（定義在 <linux/init.h>），module_init() 就是一個知名的例子；這些函式各個都會將做為參數傳入的函式指標，放到一個 .initcalli.init 區段（__init 函式群組成了數個階級），在系統初始化時，Linux 會利用區段定界符來依次呼叫所有指向的函式。
- 成對的硬體指令指標（instruction pointer）
巨集 _ASM_EXTABLE(addr1, addr2) 允許分頁錯誤例外處理程序（page fault exception handler）判定一個例外的引發，是否因為在位址 addr1 的核心硬體指令，嘗試讀寫行程位址空間（process address space）的任何位元組所導致，如果確實如此，核心會跳到含有修復程式碼（fixup code） 的 addr2；要不然，就觸發 kernel oops。區段 __ex_table 的界定符（參見先前的連結器腳本範例）則設定了，用來傳遞位元組到／自使用者空間的關鍵核心硬體指令的範圍。
- 成對的位址
早前提到的巨集 EXPORT_SYMBOL() 在特殊節區 ksymtab（或是 ksymtab_gpl）中，插入的同樣也是一對位址：識別符本身的位址，和在 ksymtab（或 ksymtab_gpl）中相對應字串常數的位址。在與模組（module）進行連結時，這個經由 EXPORT_SYMBOL() 所填充的特殊區段，讓核心得以使用二分搜尋法（binary search），來判定模組中以 extern 宣告的識別符，是否屬於匯出符號（exported symbol）的集合。
- 相對位址
在 SMP（symmetric multiprocessing，對稱式多處理器）系統上，巨集 DEFINE_PER_CPU(type, varname) 會把未初始化的全域變數 varname 插入到特殊區段 .data..percpu，而這種放在該區段的變數就叫做 per-CPU 變數（per-CPU variable，有人譯為「每 CPU 變數」），因為 .data..percpu 存放在一個初始位址設為 0 的節區中，所以 per-CPU 變數的位址是相對位址，在系統初始化階段，Linux 會配置一塊夠大的記憶體區塊，用來儲存 NR_CPUS 個 per-CPU 變數群組，而區段界定符則用來決定一個群組的大小。
- 結構
核心的 SMP 備選方案（SMP alternatives）機制允許單一的核心在構建時，對於一個給定的處理器架構的多個版本，都是最佳化的；在系統的處理器能夠執行先進硬體指令的時候，且僅在這種時候，通過開機期執行碼修補（boot-time code patching）的魔法，使得這些先進硬體指令能被利用。這個機制由巨集 alternative() 來控制：
此巨集首先在常規區段 .text 儲存 oldinstr；之後在特殊區段 .altinstructions 儲存一個結構，含有下列欄位：oldinstr 的位址、newinstr 的位址、旗標 feature、oldinstr 的長度和 newinstr 的長度；而 newinstr 則被儲存在特殊區段 .altinstr_replacement。在開機流程的早期，每個被運作中 CPU 所支援的備選指令，都會直接修補到載入的核心映像檔（kernel image）當中；如果有需要，它會填充不做任何事的硬體指令（no-op instruction）。
區段 .modinfo 被 modinfo 命令用來顯示關於核心模組的資訊，該區段中儲存的資料不會載入核心位址空間（kernel address space）。而特殊區段 .gnu.linkonce.this_module 含有一個結構 module，其中包含了模組的名字，還有些別的欄位；在插入模組的時候，系統呼叫（system call）init_module() 會從這個特殊區段，將該結構 module 讀入動態記憶體的區塊。
結論
雖然特殊區段也能定義在應用程式內，但毫無疑慮，核心開發者在如何利用它們這方面，已經非常地有創意，然而實際上，上面所列的例子絕對不是全部，並而且在新進的核心釋出版（kernel release）裡也一直冒出新的特殊區段。缺乏了特殊區段，要實作某些像上面那些的核心功能，將會變得頗為困難。
↑↑↑↑↑↑ 正文結束 ↑↑↑↑↑↑
譯註 1：這裡指的是目的檔之間的連結。
譯註 2：關於 segment 與 section 的翻譯，其實有很多種說法，這裡只是取其中一種我覺得比較合適的。
譯註 3：這裡指的是 arch/arm/kernel/vmlinux.lds.S 第 225 行。
譯註 4：舉例而言，就像在 kernel/extable.c 第 35 行，有這樣的程式碼：
譯註 5：詳細規定可參考 GCC Manual 中的〈6.33 Attribute Syntax〉、〈6.31 Declaring Attributes of Functions〉和〈6.38 Specifying Attributes of Variables〉。
譯註 6：以 x86_64 為例，可以在 arch/x86/kernel/process_64.c 找到：
沒有留言 :
張貼留言