之前我自己就有一个疑问，为什么同一个程序，在同一台计算机上，在Windows和Linux上不能同时运行，要么只能在Linux上，要么只能在Windows上运行。可是我们并没有换掉CPU，应该可以识别同样的指令呀？
编译、链接和装载：拆解程序的执行
我们之前学到过，写好的C语言程序，可以通过「编译器」编译成汇编代码，然后通过「汇编器」变为CPU可以理解的「机器码」，于是CPU就可以执行这些「机器码」了。但是这个过程是比较笼统的，接下来我们来看看，一个程序是如何变成一个可执行程序的。
我们将之前的add函数示例，拆成两个文件「add_lib.c」和「link_example.c」。
// add_lib.c
int add(int a, int b)
{
return a+b;
}
// link_example.c
#include
int main()
{
int a = 10;
int b = 5;
int c = add(a, b);
printf("c = %d\n", c);
}
$ gcc -g -c add_lib.c link_example.c
$ objdump -d -M intel -S add_lib.o
$ objdump -d -M intel -S link_example.o
add_lib.o: file format elf64-x86-64
Disassembly of section .text:
0000000000000000 :
0: 55 push rbp
1: 48 89 e5 mov rbp,rsp
4: 89 7d fc mov DWORD PTR [rbp-0x4],edi
7: 89 75 f8 mov DWORD PTR [rbp-0x8],esi
a: 8b 55 fc mov edx,DWORD PTR [rbp-0x4]
d: 8b 45 f8 mov eax,DWORD PTR [rbp-0x8]
10: 01 d0 add eax,edx
12: 5d pop rbp
13: c3 ret
link_example.o: file format elf64-x86-64
Disassembly of section .text:
0000000000000000 :
0: 55 push rbp
1: 48 89 e5 mov rbp,rsp
4: 48 83 ec 10 sub rsp,0x10
8: c7 45 fc 0a 00 00 00 mov DWORD PTR [rbp-0x4],0xa
f: c7 45 f8 05 00 00 00 mov DWORD PTR [rbp-0x8],0x5
16: 8b 55 f8 mov edx,DWORD PTR [rbp-0x8]
19: 8b 45 fc mov eax,DWORD PTR [rbp-0x4]
1c: 89 d6 mov esi,edx
1e: 89 c7 mov edi,eax
20: b8 00 00 00 00 mov eax,0x0
25: e8 00 00 00 00 call 2a
2a: 89 45 f4 mov DWORD PTR [rbp-0xc],eax
2d: 8b 45 f4 mov eax,DWORD PTR [rbp-0xc]
30: 89 c6 mov esi,eax
32: 48 8d 3d 00 00 00 00 lea rdi,[rip+0x0] # 39
39: b8 00 00 00 00 mov eax,0x0
3e: e8 00 00 00 00 call 43
43: b8 00 00 00 00 mov eax,0x0
48: c9 leave
49: c3 ret
我们尝试运行「./link_example.o」，但是报错了。我们发现两个程序的地址都是从0开始。如果地址是一样的，程序如果需要通过call指令调用函数，它怎么知道应该跳转到哪一个文件里呢？
无论是这里的运行报错，还是 objdump 出来的汇编代码里面的重复地址，都是因为 「add_lib.o」 以及 「link_example.o」 并不是一个可执行文件（Executable Program），而是目标文件。只有通过「链接器」（Linker）把多个「目标文件」以及「调用的各种函数库」链接起来，我们才可以得到一个「可执行的文件」。
我们通过 gcc 的 -o 参数，可以生成对应的可执行文件，对应执行之后，就可以得到这个简单的加法调用函数的结果。
$ gcc -o link-example add_lib.o link_example.o
$ ./link_example
c = 15
实际上，C语言程序代码 - 汇编代码 - 机器码这个过程，在计算机内部是由两部分组成的。
第一部分，由「编译」，「汇编」以及「链接」三个阶段组成。在这三个阶段完成后，就生成一个「可执行的文件」。
第二部分，通过「装载器」把「可执行文件」装载到「内存」中。CPU从内存中读取指令和数据，来真正执行程序。
ELF 格式和链接：理解链接过程
程序最终通过「装饰器」变成指令和数据的，所以其实我们生成的「可执行代码」只不过是一条条指令。
link_example: file format elf64-x86-64
Disassembly of section .init:
...
Disassembly of section .plt:
...
Disassembly of section .plt.got:
...
Disassembly of section .text:
...
6b0: 55 push rbp
6b1: 48 89 e5 mov rbp,rsp
6b4: 89 7d fc mov DWORD PTR [rbp-0x4],edi
6b7: 89 75 f8 mov DWORD PTR [rbp-0x8],esi
6ba: 8b 55 fc mov edx,DWORD PTR [rbp-0x4]
6bd: 8b 45 f8 mov eax,DWORD PTR [rbp-0x8]
6c0: 01 d0 add eax,edx
6c2: 5d pop rbp
6c3: c3 ret
00000000000006c4 :
6c4: 55 push rbp
6c5: 48 89 e5 mov rbp,rsp
6c8: 48 83 ec 10 sub rsp,0x10
6cc: c7 45 fc 0a 00 00 00 mov DWORD PTR [rbp-0x4],0xa
6d3: c7 45 f8 05 00 00 00 mov DWORD PTR [rbp-0x8],0x5
6da: 8b 55 f8 mov edx,DWORD PTR [rbp-0x8]
6dd: 8b 45 fc mov eax,DWORD PTR [rbp-0x4]
6e0: 89 d6 mov esi,edx
6e2: 89 c7 mov edi,eax
6e4: b8 00 00 00 00 mov eax,0x0
6e9: e8 c2 ff ff ff call 6b0
6ee: 89 45 f4 mov DWORD PTR [rbp-0xc],eax
6f1: 8b 45 f4 mov eax,DWORD PTR [rbp-0xc]
6f4: 89 c6 mov esi,eax
6f6: 48 8d 3d 97 00 00 00 lea rdi,[rip+0x97] # 794 <_IO_stdin_used+0x4>
6fd: b8 00 00 00 00 mov eax,0x0
702: e8 59 fe ff ff call 560
707: b8 00 00 00 00 mov eax,0x0
70c: c9 leave
70d: c3 ret
70e: 66 90 xchg ax,ax
...
Disassembly of section .fini:
...
你会发现，可执行代码 dump 出来内容，和之前的目标代码长得差不多，但是长了很多。因为在Linux下，「可执行文件」和「目标文件」所使用的的都是一种叫「ELF」（Execuatable and Linkable File Format）的文件格式，中文名「可执行与可链接文件格式」，这里面不仅存放了编译成的「汇编指令」，还有其他数据。
比如之前我们所有objdump出来的代码，可以看到对应的函数名称，比如add和main，乃至自己定义的全局变量，都存放在这个ELF格式文件里。这些名字和它们对应的地址，都存储在一个符号表中。「符号表」相当于一个“地址簿”。
在main函数中的调用add的跳转地址，不再是下一条指令的地址了，而是add函数的入口地址了，这就是「EFL格式」和「链接器」的功劳。
ELF格式把各种信息，分成一个个的Section存储起来。ELF有一个基本的文件头，来表示这个文件的基本属性，比如「是否可执行文件」，「对应的CPU」，「操作系统」等等。还有一些其他的Section：
（1）.text Section，也叫做「代码段」或者「指令段」，用来保存程序的代码或者指令。
（2）.data Section，也叫做「数据段」。用来保存程序里面设置好的e初始化数据信息。
（3）.rel.text Secion，「重定位表」，重定位表里，保留的是当前的文件里面，哪些跳转地址其实是我们不知道的。比如上面的 link_example.o 里面，我们在 main 函数里面调用了 add 和 printf 这两个函数，但是在链接发生之前，我们并不知道该跳转到哪里，这些信息就会存储在重定位表里。
（4）.symtab Section，「符号表」。符号表保留了我们所说的当前文件里面定义的「函数名称」和「对应地址的地址簿」。
「链接器」会扫描所有输入的「目标文件」，然后把所有「符号表」里面的信息收集起来，构成一个全局的「符号表」。然后再根据「重定位表」，把所有不确定要跳转地址的代码，根据「符号表」里面存储的地址，进行修正。最后将所有目标文件的对应段进行一次合并，变成最终的「可执行代码」。
在链接器把程序变成可执行文件后，要「装饰器」去执行程序就容易多了。「装饰器」无需考虑地址跳转问题，只需要解析ELF文件，把对应的指令和数据，加载到内存里面供CPU执行就好。
总结
为什么同一个程序，在Linux下可以执行而不能再Windows下执行，因为两个操作系统的可执行文件的格式不同。
Linux下是「ELF文件格式」，Windows下是「PE文件格式」。Linux下的装饰器只能解析「ELF文件格式」。
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