在Linux系统中运行一个可执行的ELF文件时，内核首先需要识别这个文件，然后解析并装载它以构建进程的内存空间，最后切换到新的进程来运行。
在fs/binfmt_elf.c中定义了函数load_elf_binary()和load_elf_library()分别用于装载和解析ELF格式的可执行文件和动态连接库。下面来研究一下在load_elf_binary()中做了哪些事情，一个新的进程的内存空间是布局是怎样计算出来的。
下图是一个典型的Linux程序的进程空间模型。一个进程的虚拟空间包含以下区域（从地址由底到高）：
- 代码区(text)：存放可执行的代码；
- 数据区(data)：存放经过初始化的数据；
- 数据区(bss)：bss区存放的也是数据，不过在这里的数据是没有初始它的，而且是全局的。即那些在代码里面声明了但是没有赋初始值全局变量。未初始化全局变量在ELF文件中不占有存储空间，但是在内存空间里必须占有一席之地。
- 堆(heap)：进程运行期间动态分配内存的区域，当进程需要分配更多的内存时，它将向上扩展；
- 栈(stack)：进程的栈，它的扩展方向与堆刚好相反，当有新的函数调用时，它将向下扩展。
ELF文件装载的最终目的有两个：
- 确定各个区域的边界：text区的起始和终止位置，data区的起始和终止位置，bss区的起始和终止位置，heap和stack的起始位置（它们的终止位置是动态变化的）。
- 把text区和data区的内容做mmap映射：ELF文件的内容不会被真地拷贝到内存，只有当真正需要的时候，内核才会通过page fault的形式把文件内存复制到内存中去。
下面来一步步分析load_elf_binary()函数的代码。
load_elf_binary()函数有两个参数：
[c] static int load_elf_binary(struct linux_binprm *bprm, struct pt_regs *regs) [/c]
其中第一个参数bprm含有很多装载二进制文件所需的信息，结构如下：
[c] struct linux_binprm { char buf[BINPRM_BUF_SIZE]; #ifdef CONFIG_MMU struct vm_area_struct *vma; unsigned long vma_pages; #else # define MAX_ARG_PAGES 32 struct page *page[MAX_ARG_PAGES]; #endif struct mm_struct *mm; unsigned long p; unsigned int cred_prepared:1, cap_effective:1; #ifdef __alpha__ unsigned int taso:1; #endif unsigned int recursion_depth; struct file * file; struct cred *cred; int unsafe; unsigned int per_clear; int argc, envc; const char * filename; const char * interp; unsigned interp_flags; unsigned interp_data; unsigned long loader, exec; }; [/c] 此结构的第一个成员buf中含有ELF文件开关处的一段内容，共128个字节，这段内容包含了ELF文件头和程序头表，这些信息足够用于构造进程的虚拟空间结构。
接下来，首先读入ELF文件头，其数据结构定义为：
[c] typedef struct elf32_hdr{ unsigned char e_ident[EI_NIDENT]; Elf32_Half e_type; Elf32_Half e_machine; Elf32_Word e_version; Elf32_Addr e_entry; Elf32_Off e_phoff; Elf32_Off e_shoff; Elf32_Word e_flags; Elf32_Half e_ehsize; Elf32_Half e_phentsize; Elf32_Half e_phnum; Elf32_Half e_shentsize; Elf32_Half e_shnum; Elf32_Half e_shstrndx; } Elf32_Ehdr; [/c] 然后对文件头做一些必要的检查，比如文件类型(magic number)、体系结构等：
[c] if (memcmp(loc->elf_ex.e_ident, ELFMAG, SELFMAG) != 0) goto out; if (loc->elf_ex.e_type != ET_EXEC && loc->elf_ex.e_type != ET_DYN) goto out; if (!elf_check_arch(&loc->elf_ex)) goto out; if (!bprm->file->f_op || !bprm->file->f_op->mmap) goto out; [/c]
接下来需要读入程序头表（段表），ELF文件头elf32_hdr结构中的e_phoff即是程序头表在文件中的位置偏移量，e_phnum是程序头表中表项的个数，也就是文件中段的数目。
[c] size = loc->elf_ex.e_phnum * sizeof(struct elf_phdr); retval = -ENOMEM; elf_phdata = kmalloc(size, GFP_KERNEL); retval = kernel_read(bprm->file, loc->elf_ex.e_phoff, (char *)elf_phdata, size); [/c]
读入的程序头表存放在elf_phdata中。
在逐个解析段表项之前，先初始它各个段的起始位置和终止位置：
[c] elf_ppnt = elf_phdata; elf_bss = 0; elf_brk = 0; start_code = ~0UL; end_code = 0; start_data = 0; end_data = 0; [/c]
在开始解析之前，还需要查看ELF文件中是否指明了具体的解析器，如果是的话，需要装入这个解析器程序，用它来解析ELF文件：
[c] for (i = 0; i < loc->elf_ex.e_phnum; i ) { if (elf_ppnt->p_type == PT_INTERP) { [/c] 本文不考虑这种情况，所以略过外部解析器相关的代码。
下面开始一段非常重要的代码，这里开始计算进程空间各个区的位置：
[c] for(i = 0, elf_ppnt = elf_phdata; i < loc->elf_ex.e_phnum; i , elf_ppnt ) { int elf_prot = 0, elf_flags; unsigned long k, vaddr; if (elf_ppnt->p_type != PT_LOAD) continue; [/c] 这个循环将遍历所有段表项，并且只处理那些可装载的段。
[c] if (elf_ppnt->p_flags & PF_R) elf_prot |= PROT_READ; if (elf_ppnt->p_flags & PF_W) elf_prot |= PROT_WRITE; if (elf_ppnt->p_flags & PF_X) elf_prot |= PROT_EXEC; elf_flags = MAP_PRIVATE | MAP_DENYWRITE | MAP_EXECUTABLE; vaddr = elf_ppnt->p_vaddr; ...... error = elf_map(bprm->file, load_bias vaddr, elf_ppnt, elf_prot, elf_flags, 0); [/c]
上面的代码，首先读取了这一段的读写权限，然后又读入了这一段在进程空间中的地址p_vaddr。接着，把此段的内容做了elf_map映射，即从文件中映射到了进程空间中，但要注意的是，映射到进程空间中的地址不只是vaddr，这里还加了一个偏移量load_bias，这个偏移量将被加在所有段的映射上，只所以设计这样一个偏移量，是为满足段的位置随机化的需要。如果没有打开随机化这一功能的话，load_bias的值将保持为0。
下面的一段代码用于计算代码区和数据区的开始位置：
[c]
k = elf_ppnt->p_vaddr; if (k < start_code) start_code = k; if (start_data < k) start_data = k;
[/c]
由于代码区在进程空间的最前面，如果当前映射的这一段的开始位置还位于当前的代码区之前，那么代码区的开始位置应该还要向前移，至少移到这一段的位置上。
而如果当前映射的这一段的开始位置还位于当前的数据区之后，那么数据区的开始位置还应该向后移，至少移到这一段的位置上。这是因为数据区在可装载的段的最后，不应该有哪个段的位置比较数据区还靠后。
接下来的代码是用于计算几个区的结束位置：
[c]
k = elf_ppnt->p_vaddr elf_ppnt->p_filesz; if (k > elf_bss) elf_bss = k; if ((elf_ppnt->p_flags & PF_X) && end_code < k) end_code = k; if (end_data < k) end_data = k; k = elf_ppnt->p_vaddr elf_ppnt->p_memsz; if (k > elf_brk) elf_brk = k;
[/c]
elf_bss变量记录的是BSS区的开始位置。BSS区排在所有可加载段的后面，即它的开始处也就是最后一个可加载段的结尾处。所以总是把当前加载段的结尾与它相比，如果当前加载段的结尾比较靠后的话，则还需要把BSS区往后推。
elf_brk变量记录的是堆(heap)的上边界，现在进程还没有运行起来，没有从堆上面申请内存，所以堆的大小是0，堆的上边界与下边界重合，而堆的位置还在BSS之后，即它的开始位置应该是BSS区的结构位置。
一般情况下，一个程序头的p_memsz与p_filesz如果不一样大小的话，其差值应是未初始化全局变量的大小，这段空间应归入BSS区。上面代码中两个k值的计算正是考虑到这一点，所以第二次k值(BRK)的计算是把BSS区大小也计算在内的。
最后，为所有计算出的区起止位置加上随机化偏移量：
[c]
loc->elf_ex.e_entry = load_bias; elf_bss = load_bias; elf_brk = load_bias; start_code = load_bias; end_code = load_bias; start_data = load_bias; end_data = load_bias;
[/c]
进程空间中各区域起止位置的计算到此完成。