intro

two key atrribute

• Logical control flow
  • 每一個 process 看起來是獨自使用 CPU
  • impliment by context switch(multitask)
• Private address space
  • main memory 只有自己可以處理
  • impliment by virtual memory

main function

strating point

對 programmer 來說 C 的 staring point 是 main（但在 windows 有時候在特殊環境下要稍微改名）
對 System 的 starting point 是 start-up routine

start-up routine

compiler 去寫的，會由 compiler 的 linker 連起來
main start 是 start-up routine 去 call，return 也是給 start-up routine
start-up routine

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initialize
Get Environment Vars
	Command-line
	arguments
Call to main
		> main
Clean up

_start 會去 call main()

nm

nm 是個 command 可以看 object file 的 symbols
symbol 包括 function, variable, setcion(code, stack…), linked lib
-g 是只有 external symbols

readelf

顯示 ELF 檔的資訊
ELF 的 magic byte 代表是執行檔
可以用 -a 列出所有資訊
可以看到 Entry point address 是 _start 的 address

objdump

顯示 object file 的資訊
-d 可以反組譯（disassemble）
Opcode 是 CPU 看得懂的語言，會在 ISA 中
machine code 會對應有自己的 assembly
compiler 用相對位置比較不會出錯，所以會在 jmp 時用一個位址 + 相對位址，同時也是因為在 link 時會比較好處理

process termination

• Normal termination
  • retrun from main() (exit(main(argc,argv));)
  • call exit()
  • call _exit(), _Exit
  • return of last thread（基本上就是 main thread） from its start routine
  • call pthread_exit from last thread
• Abnormal termination（都跟 signal 相關）
  • abort()
  • terminate by signal
  • last trhead get a cancellation request

ELF(Executable and Linkable Format) file

Standard library format for object file

• Relocatable object files (.o)
• Executable object file （執行檔）
• Shared object files (.so) Generic name（通稱）：ELF binaries
  以前 a.out 也是個 format，ELF 相對擁有更好的 support 給 shared libraries

format

• ELF header
• program header table
• .text section
• .data section
• .bss section
• .symtab
• .rel.txt
• .rel.data
• .debug
• Section header table(require for relocatables)

ELF header

• Magic number(\177ELF)
• Type(.o/.so/exec)
• machine
• byte ordering(endien)
• entry point
• size etc.

program header table

• page size
• virtual addresses memory [segments/sections]
• segment size 就是記接下來 section 的資訊
  section 通常是在指 ELF file，segment 通常是用在 VM

.text

放 function code 的位置

.data

intitialized (static/global) data 會放這邊

.bss

uninitialize (static/global) data 會放這
Block Start by Symbol 所以簡稱 bss，又被笑稱是 Better Saved Space
就算有資料也是 ELF file 要用，因為沒有初始化，所以也不用存在 ELF 檔案中，所以不用空間

.symtab

variable names, procedures names, section names 跟 location 都在這邊紀錄
這邊每一區以及其他的東西都是 symbol，用 nm 可以去看
可以知道 symbol 在執行時 virtual memory 中的位置，以及在 ELF 的 address
也就是紀錄 .text section 中每個 symbol 的位置都會在這邊
在 compiler 中最麻煩的部份

.rel.text

.text section 的 relocation info
有些東西 address 會是解不開（assebly 中會放 0 作為 address，以後 link 時再去解）
就是紀錄 relocation （有哪些是填 0 的）的，之後 link 時會去找對應的 address
for code

.rel.data

.data section 的 relocation info
有些東西 address 會是解不開（assebly 中會放 0 作為 address，以後 link 時再去解）
就是紀錄 relocation （有哪些是填 0 的）的，之後 link 時會去找對應的 address
for variable

.debug

放 debug information
如 gcc -g 的資訊就放這

linking example

變數有兩個資訊 definitions 跟 references
definitions 就是在檔案中直接定義就是
reference 就是外面連過去，有 local 跟 extern 兩種方式，local 基本上就是在同一個檔案就看得到 definition，extern 則是在其他檔案連過去（在 .h 用 extern 來導入其他 .c 的變數或是直接在 .c 寫 extern）這在檢查一開始不會有資訊，在 relocate 才知道，就只能 check prototype
通常全域 definitions 的通常就會宣告成 static 來避免被外部使用
refernces 在 compile 時就需要 relocation

relocate

就是在 compile 時不知道 address，所以會放 0，等到 link 時再去解
在 link 前會分開成不同 .o 檔，然後 link 時會依據 section 去拼成一個完整的 executable ELF file
解不掉就會出現 undefined reference

compile

1. C preprocessor
2. C compiler
3. Assembler
4. Linker

preprocessor

gcc -E
會得到 .i 檔
就是會把 include 的東西都貼進去還有 MACRO 解開

compiler

gcc -S
會得到 .s 檔
把 c file compile 成 assembly

assembler

gcc -C
會得到 .o 檔
把 assembly 編成 .o 檔

linker

把 object file 跟 library link 起來
除非是 dynamic linking，就要把所有 reloaction info 解掉
把各個 .text, .data, .bss 的資訊取出來合成一份新的完整 ELF 檔（結構參照上面）

share library vs. static library

static library

static library 會透過 linker 連到 executive file
static libary 在 Linux 都是 .a
優點是可以直接跨電腦執行，缺點是檔案大小太大跟更新都要重新編譯
可以用 ar 把多個 .o archive 成一個 static libarary file (.a)

share libary

不同的程式 call 的都是同一份
會在執行時一啟動就會連過去
缺點是在執行時去連的時候 cost 比較高
gcc 會去優先找 shared library
gcc 對 share libaray 優先是用 dynamic link，要 static 就要加 -static
有兩種 load 的方法，一種是啟動時就會 link，一種是用到 funtion 再把用到的 library link 進來
如果要 compile 成 share libary 在 compile 時 gcc 除了 -c 還要 -pic 設定成 position independent code，最後會連成 .so
在 dynamic link 時會有內建的尋找順序，然後也可以用參數加上要去找的地方
可以用 system call dlopen 來自己去找 share library
load 完基本上就會去放在記憶體
通常會用 mmap 做

Virtual Memory

Text segment

來自 ELF file 的 .text section
exec 時會 Copy .text section 的值
Read-only usually & sharable（fork 時）
放 Code 的地方

Initialize Data segment

來自 ELF file 的 .bss section
exec 時會 Copy .bss section 放已經 init 好的資料

Uninitialize Data segment

在 exec 時會把原本空的開出一塊然後 init 成 0

Stack frame

Call function 就會長出一塊
裡面要記 return address, passesd parameter（傳遞的參數）, local variable 跟 CPU 裡面要用的 saved registers
兩個沒有 local variable 然後還沒 return 的 function 吃同一塊 stack（setjmp 達成）不會出事
jmp 時會儲存的只有在 register 的也就是當 compile 完假設 normal(automatic) 跟 register type 是有限的資源時才會存在 setjmp 的 jmp_buf
alloca 是可以在 stack frame allocate 的 system call，也就時不用 free
stack 最上方會放 command line arguments 跟 enviroment variables，因為 main 會吃這些
main 最後一個參數的 char **envp 指向的是個 string list(array for pointer)，會放 Enviroment variable，裡面的沒有正式定義，都是約定成俗
char *getenv(const char *name) 可以去拿某個 name 的 env string
int putenv(const char *name-value)
int setenv(const char *name, const char *value, int rewrite) rewrite == 0 是不會去改已經有的 name，rewrite == 1 是會對已經存在的 overwrite
int unsetenv(const char *name) 去拿掉某個 name，如果沒有那個 name 不會有 error msg
如果改了 envp 連到的 env string 就會把去改使得大小變大的東西移到 heap，如新增一項 env 就會把 envp 移到 heap，把 env string 的改長就會把那項移到 heap 然後改 envp 上的 pointer
env 的格式都是 Name=value

heap

dynamic allocate memory
allocate 時通常會考慮 aliment
在 allocate 時會去要一大塊，然後由 C 去維護 malloc pool
真正要 heap 的是 sbrk() 這個 system call 去條大條小 heap 大小
reallocate 可能會調整 pointer，因為可能後面有東西要換位置 基本上 free 也不會還給系統，會存起來用

stack & heap 中間

mmap 跟 share library 就會放這

loader

執行時會把檔案 load 到 memory
UNIX 會是 ld.so 這隻程式去進行

physical memory

一開始會把一些 physical memory 給 OS 自己用
每個檔案 4G 這樣多個 process 不可能就使用如此之多的空間，所以會去切成多個 pages
physical page 跟 virtual 要等同
不同 process 的個別 virtual page 可能會共用 physical page
OS 會 Control 怎麼把 virtual memory address 用 page table 來 mapping 到 physical memory address
因為 virtual memory page 一定遠大於 physical pages，所以不會是一對一
在 physical page 不夠時，有時後會在 page table 把 virtual page 指向 disk
過程是會在發現 physical page 不夠時，會把之前的某塊掃到硬碟，接著使用那塊，要用再去掃回來

address transltion

virtual address 轉成 physical address 會透過硬體跟軟體合作
硬體存取 page table 本身，軟體去管理內容
page offset 是紀錄 address 是在 (physical?) page 中要 offset 多少
每塊 virtual address 最後會留一塊給 page offset，會根據整塊的大小來決定幾個 bit，如 4K = 2^12 就會是 12 bit，指的是 page 的 offset
page offset 在 virtual address 跟 physical address 都會有
兩個 address 的長度不一定一樣大
page table 就是 virtual address 長度扣掉 page address 的長度，如 32bit - 12 bit(4K per page) = 2^20
virtual address 的前面就是紀錄在 page table 的位置，也就是 Virtual page number(VPN)
physical address 的前面就會紀錄 physical page number(PPN) 跟 page offse，PPN 的大小就是 physical address 長度扣掉 page address 長度，如 30bit - 12 bit(4K per page) = 2^18
在 page table 的每一塊會有 valid, access, 跟 PPN
vaild 是紀錄在 VM 中是否有效（有被用）或是有沒有 map 到硬碟,access 是紀錄權限 rwx，然後就可以用 PPN 算出 physical address 的位置

有時候會宣告變數是 atomic 如 sig_atomic_t 也就是不會跨 page?