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理解got和plt
让我们以此开始——在elf格式中，重定位记录是一些允许我们稍后填写的二进制信息——链接阶段由编译工具填充或者在运行时刻由动态连接器填写。一个二进制的重定位记录从本质上说就是“确定符号X的值，然后把这个值放入二进制文件中的偏移量为Y的地方”——每一个重定向记录都有个特定的类型，这个类型在ABI文档中定义，用来准确的描述在实际中是如何确定X的值。
下面是一个简单的例子：
$ cat a.c
extern int foo;
int function(void) {
return foo;
}
$ gcc -c a.c
$ readelf --relocs ./a.o
Relocation section '.rel.text' at offset 0x2dc contains 1 entries:
Offset Info Type Sym.Value Sym. Name
00000004 00000801 R_386_32 00000000 foo
在编译生成a.o文件的时候，编译器并不知道符号foo的值，所以产生一个重定位记录，表示“在最后的二进制文件中，把符号foo的地址填入偏移量为4的地方（相对于text 区而言）”。如果你观察下a.o的汇编结果，你就会发现在text区偏移量为4的地方，有4个字节为0，这四个字节最终将会填入真实的地址。
$ objdump --disassemble ./a.o ./a.o: file format elf32-i386 Disassembly of section .text: 00000000 <function>: 0: 55 push %ebp 1: 89 e5 mov %esp,%ebp 3: a1 00 00 00 00 mov 0x0,%eax 8: 5d pop %ebp 9: c3 ret在链接的时候，如果你编译的另外一个目标文件含有foo的地址，并且把这个目标文件与a.o一起编译为一个最终的可执行文件，那么重定位记录就会消失。但是仍然有很多的东西直到运行的时候才能确定，当编译一个可执行文件或者动态库的时候。正如我马上要解释的，PIC，与地址无关的代码一个很重要的原因。当你观察一个可执行文件，你会注意到它有一个固定的加载地址：
$ readelf --headers /bin/ls [...] ELF Header: [...] Entry point address: 0x8049bb0 Program Headers: Type Offset VirtAddr PhysAddr FileSiz MemSiz Flg Align [...] LOAD 0x000000 0x08048000 0x08048000 0x16f88 0x16f88 R E 0x1000 LOAD 0x016f88 0x0805ff88 0x0805ff88 0x01543 0x01543 RW 0x1000这并不是地址无关。代码段（权限为RE，可读可执行）必须被加载到虚拟地址0x08048000，数据段（RW）必须被加载到0x0805ff88。
This is fine for an executable, because each time you start a new process (fork andexec) you have your own fresh address space. Thus it is a considerable time saving to pre-calculate addresses from and have them fixed in the final output (you can make position-independent executables, but that‘s another story).
这对于可执行文件来说很不错，因为每一次你创建一个新的进程（fork，然后exec），都会有一个全新的地址空间。当对于共享库来说就不是那么好了。关键点是，你可以为了达到你的目标而对共享库随意的组合。如果你的共享库必须要在固定的地址上运行，32位的系统的地址空间很快就不够用了。因此当你查看一个共享库，它们并不指定一个固定的加载地址：
$ readelf --headers /lib/libc.so.6 Program Headers: Type Offset VirtAddr PhysAddr FileSiz MemSiz Flg Align [...] LOAD 0x000000 0x00000000 0x00000000 0x236ac 0x236ac R E 0x1000 LOAD 0x023edc 0x00024edc 0x00024edc 0x0015c 0x001a4 RW 0x1000共享库还有第二个目的，代码分享。如果有一百个进程使用一个共享库，就没有必要在内存中产生100分代码拷贝。如果代码是完全只读，并且永远不会修改，那么每一个进程就可以分享相同的代码。然而，对于共享库有一个约束：对于每一个进程都必须有一份自己的数据实例。从头文件信息中也可以看到数据段相对于代码段有一个固定的偏移量。所以访问数据段的算法是很简单的：访问数据地址 = 当前地址+ 固定偏移。
但是，当前的地址有可能不是那么简单的知道：
$ cat test.c
static int foo = 100;
int function(void) {
return foo;
}
$ gcc -fPIC -shared -o libtest.so test.c
foo位于数据段，与函数function中的指令有一个固定的偏移量。我们要做的就是找到它。在amd64上，这很简单：000000000000056c <function>: 56c: 55 push %rbp 56d: 48 89 e5 mov %rsp,%rbp 570: 8b 05 b2 02 20 00 mov 0x2002b2(%rip),%eax # 200828 <foo> 576: 5d pop %rbp上面的代码的意思是说“把与当前指令地址偏移0x2002b2处的值放入eax”。另一方面，i386并没有提供访问当前指定的能力。所以有一些限制：
0000040c <function>: 40c: 55 push %ebp 40d: 89 e5 mov %esp,%ebp 40f: e8 0e 00 00 00 call 422 <__i686.get_pc_thunk.cx> 414: 81 c1 5c 11 00 00 add $0x115c,%ecx 41a: 8b 81 18 00 00 00 mov 0x18(%ecx),%eax 420: 5d pop %ebp 421: c3 ret 00000422 <__i686.get_pc_thunk.cx>: 422: 8b 0c 24 mov (%esp),%ecx 425: c3 ret这里的魔数是__i686.get_pc_thunk.cx。i386不允许我们得到当前指令的地址，但是我们可以得到一个已知的固定地址——__i686.get_pc_thunk.cx的值，cx中的值是call的返回地址，这里是0x414.我们做一个简单的算术：0x115c+0x414 = 0x1570.最终的数据和0x1588偏移了0x18个字节，查看汇编代码：
00001588 <global>:
1588: 64 00 00 add %al,%fs:(%eax)
正是100所处的地址。
现在我们越来越接近了，但是还是有很多的问题要处理。如果一个共享库可以被加载到任意的地址，那么，一个可执行文件或者其他的共享库，如何知道怎么访问它的数据或者调用它的函数呢？从理论上，我们是可以的，加载库，然后把数据的地址或者函数的地址填入到库相应的地方。然后这正如之前所讲的，违反了代码共享性。就如同我们所了解的，所有的问题都可以通过增加一个中间层来解决，在这种情形下，称之为全局偏移表或者got。
考虑下面的库：
$ cat test.c
extern int foo;
int function(void) {
return foo;
}
$ gcc -shared -fPIC -o libtest.so test.c
这和之前的文件很像，但是foo是extern的。假设是由其他的库提供。让我们看一下在amd64上它是如何工作的：$ objdump --disassemble libtest.so
[...]
00000000000005ac <function>:
5ac: 55 push %rbp
5ad: 48 89 e5 mov %rsp,%rbp
5b0: 48 8b 05 71 02 20 00 mov 0x200271(%rip),%rax # 200828 <_DYNAMIC+0x1a0>
5b7: 8b 00 mov (%rax),%eax
5b9: 5d pop %rbp
5ba: c3 retq
$ readelf --sections libtest.so
Section Headers:
[Nr] Name Type Address Offset
Size EntSize Flags Link Info Align
[...]
[20] .got PROGBITS 0000000000200818 00000818
0000000000000020 0000000000000008 WA 0 0 8
$ readelf --relocs libtest.so
Relocation section '.rela.dyn' at offset 0x418 contains 5 entries:
Offset Info Type Sym. Value Sym. Name + Addend
[...]
000000200828 000400000006 R_X86_64_GLOB_DAT 0000000000000000 foo + 0
反汇编的结果显示返回值位于当前指令偏移0x200271处：0x0200828。查看section header，这个地址位于.got区。接着我们查看重定位记录，可以发现有一个类型为R_X86_64_GLOB_DAT的重定位的意思是“找到foo的值，然后把它放在地址0x200828处”。So, when this library is loaded, the dynamic loader will examine the relocation, go and find the value offoo and patch the.got entry as required. When it comes time for the code loads to load that value, it will point to the right place and everything just works; without having to modify any code values and thus destroy code sharability.
所以，当共享库被加载，动态加载器会检查重定位项，找到foo的值，然后填入到.got对应的地方。当接下来代码要访问这个值，它会根据偏移量找到这个值，一切都会工作正常。
以上是数据的处理，那么函数调用呢？函数调用的中间层称之为procedure linkage table 或者PLT.代码不会直接调用外部的函数，而是通过一个plt stub。
$ cat test.c
int foo(void);
int function(void) {
return foo();
}
$ gcc -shared -fPIC -o libtest.so test.c
$ objdump --disassemble libtest.so
[...]
00000000000005bc <function>:
5bc: 55 push %rbp
5bd: 48 89 e5 mov %rsp,%rbp
5c0: e8 0b ff ff ff callq 4d0 <foo@plt>
5c5: 5d pop %rbp
$ objdump --disassemble-all libtest.so
00000000000004d0 <foo@plt>:
4d0: ff 25 82 03 20 00 jmpq *0x200382(%rip) # 200858 <_GLOBAL_OFFSET_TABLE_+0x18>
4d6: 68 00 00 00 00 pushq $0x0
4db: e9 e0 ff ff ff jmpq 4c0 <_init+0x18>
$ readelf --relocs libtest.so
Relocation section '.rela.plt' at offset 0x478 contains 2 entries:
Offset Info Type Sym. Value Sym. Name + Addend
000000200858 000400000007 R_X86_64_JUMP_SLO 0000000000000000 foo + 0
现在，我们function跳转到0x4d0.反汇编，我们看到这是一个有趣的调用，我们跳转到当前rip指针偏移0x200382，也就是0x200858处。可以发现，这就是符号foo的重定位项的offset的值。I让我们来看一下0x200858的初始值：
$ objdump --disassemble-all libtest.so
Disassembly of section .got.plt:
0000000000200840 <.got.plt>:
200840: 98 cwtl
200841: 06 (bad)
200842: 20 00 and %al,(%rax)
...
200858: d6 (bad)
200859: 04 00 add $0x0,%al
20085b: 00 00 add %al,(%rax)
20085d: 00 00 add %al,(%rax)
20085f: 00 e6 add %ah,%dh
200861: 04 00 add $0x0,%al
200863: 00 00 add %al,(%rax)
200865: 00 00 add %al,(%rax)
...
0x200858的初始值是0x4d6，下一条指令的地址。把0要入栈中，然后跳转到0x4c0.通过查看代码我们可以发现，把GOT中那个的一个值压入栈中，然后跳到GOT中的第二个值。00000000000004c0 <foo@plt-0x10>: 4c0: ff 35 82 03 20 00 pushq 0x200382(%rip) # 200848 <_GLOBAL_OFFSET_TABLE_+0x8> 4c6: ff 25 84 03 20 00 jmpq *0x200384(%rip) # 200850 <_GLOBAL_OFFSET_TABLE_+0x10> 4cc: 0f 1f 40 00 nopl 0x0(%rax)
What‘s going on here? What‘s actually happening is lazy binding — by convention when the dynamic linker loads a library, it will put an identifier and resolution function into known places in the GOT. Therefore, what happens is roughly this: on the first call of a function, it falls through to call the default stub, which loads the identifier and calls into the dynamic linker, which at that point has enough information to figure out "hey, thislibtest.so is trying to find the function foo". It will go ahead and find it, and then patch the address into the GOT such that thenext time the original PLT entry is called, it will load the actual address of the function, rather than the lookup stub. Ingenious!
Out of this indirection falls another handy thing — the ability to modify the symbol binding order.LD_PRELOAD, for example, simply tells the dynamic loader it should insert a library as first to be looked-up for symbols; therefore when the above binding happens if the preloaded library declares afoo, it will be chosen over any other one provided.
In summary — code should be read-only always, and to make it so that you can still access data from other libraries and call external functions these accesses are indirected through a GOT and PLT which live at compile-time known offsets.
原文地址：https://www.technovelty.org/linux/plt-and-got-the-key-to-code-sharing-and-dynamic-libraries.html