linux源码解读（七）：文件系统——可执行文件的加载和执行
1、windows中可执行文件是PE格式的，以exe作为后缀结尾（当然驱动sys和动态链接dll也是PE格式的，但普通用户用不上）；用户使用也很方便，直接双击exe文件就能开始运行了；linux也类似，可执行文件是ELF格式的，用户双击也能运行；这么方便的功能在底层是怎么实现的了？先阐述一下大概的流程：
可执行文件是放磁盘的，既然要执行，用户在双击后肯定要先加载到内存的高速缓存区 0号和1号进程都是操作系统的内核，其他用户进程都是这两个进程fork出来的，新进程也不例外，这里先调用fork创建新进程 从高速缓存区读取文件头，里面存了代码段、数据段的起始和size信息，由此设置进程的ldt； 设置新进程的tss，保存运行时的context； 重定位操作系统提供的api地址、设置sp； 分配内存空间存放程序的参数(用户传递的)和环境变量(操作系统内核传递的)；
目前windows下部分杀毒软件能监控用户有没有点击运行危险的程序，大概率是hook了鼠标双击的中断handler（也就是上述的第一步）；一旦发现用户尝试打开危险程序就弹窗告警！
2、（1）正式解读代码前，先做一些铺垫：早期ds和fs两个寄存器都在使用，区别如下：如果代码在用户态运行，ds和fs都指向用户程序的数据段，没任何区别；但是如果代码在内核态运行，ds指向内核的数据段，而fs仍然指向用户态的数据段！不同的态取数据时需要设置不同的fs值！这点很重要，下面的copy_string()函数会频繁设置fs的值！
（2）用户输入参数后，总要找个地方存嘛，既然是进程的参数，就放进程的内存空间呗！linux使用了32个页面，一共128KB的内存空间存放用户参数和环境变量，拷贝代码如下（作用和三环下的memcpy是一样的，没本质区别）：
/*
* 'copy_string()' copies argument/envelope strings from user
* memory to free pages in kernel mem. These are in a format ready
* to be put directly into the top of new user memory.
*
* Modified by TYT, 11/24/91 to add the from_kmem argument, which specifies
* whether the string and the string array are from user or kernel segments:
*
* from_kmem argv *(参数指针，也就是参数地址) argv **(真正的用户输入参数)
* 0 user space user space
* 1 kernel space user space
* 2 kernel space kernel space
*
* We do this by playing games with the fs segment register. Since it
* it is expensive to load a segment register, we try to avoid calling
* set_fs() unless we absolutely have to.
*/
//// 复制指定个数的参数字符串到参数和环境空间中。
// 参数：argc - 欲添加参数个数; argv - 参数指针数组；page - 参数和环境空间页面
// 指针数组。p - 参数表空间中偏移指针，始终指向已复制串的头部；from_kmem - 字符
// 串来源标志。在 do_execve()函数中，p初始化为指向参数表(128kb)空间的最后一个长
// 字处，参数字符串是以堆栈操作方式逆向往其中复制存放的。因此p指针会随着复制信
// 息的增加而逐渐减小，并始终指向参数字符串的头部。字符串来源标志from_kmem应该
// 是TYT为了给execve()增添执行脚本文件的功能而新加的参数。当没有运行脚本文件的
// 功能时，所有参数字符串都在用户数据空间中。
// 返回：参数和环境空间当前头部指针。若出错则返回0.
/*
char *str="hello";
copy_strings(1,&str,page,p,1);
*/
static unsigned long copy_strings(int argc,char ** argv,unsigned long *page,
unsigned long p, int from_kmem)
{
char *tmp, *pag=NULL;
int len, offset = 0;
unsigned long old_fs, new_fs;
// 首先取当前段寄存器ds（指向内核数据段）和fs值，分别保存到变量new_fs和
// old_fs中。如果字符串和字符串数组(指针)来自内核空间，则设置fs段寄存器指向
// 内核数据段。
if (!p)
return 0; /* bullet-proofing */
new_fs = get_ds();
old_fs = get_fs();
if (from_kmem==2)/*字符串和字符串数组(指针)来自内核空间*/
set_fs(new_fs);/*参数指针和参数本身都在内核，让fs和ds指向的位置相同，表示当前代码运行的所有数据都用内核态的数据段取*/
while (argc-- > 0) {/*遍历每个参数*/
// 首先取需要复制的当前字符串指针。如果字符串在用户空间而字符串数组（字
// 符串指针）在内核空间，则设置fs段寄存器指向内核数据段(ds).并在内核数
// 据空间中取了字符串指针tmp之后就立刻回复fs段寄存器原值(fs再指回用户空
// 间)。否则不用修改fs值而直接从用户空间取字符串指针到tmp.
if (from_kmem == 1)/*参数指针在内核态，但是参数本身在用户态*/
set_fs(new_fs);/*因为参数指针在内核态，而下面要用fs访问内核态，所以需要把fs设置程ds*/
if (!(tmp = (char *)get_fs_long(((unsigned long *)argv)+argc)))/*tmp还是参数指针，并不是参数本身；指向最后一个参数，在argsc--的带动下在遍历每个参数*/
panic("argc is wrong");
if (from_kmem == 1)
set_fs(old_fs);/*因为最终的参数在用户态，而下面要用fs去访问，所以要用之前保存的fs还原*/
// 然后从用户空间取该字符串，并计算该参数字符串长度len.此后tmp指向该字
// 符串末端。如果该字段字符串长度超过此时参数和环境空间中还剩余的空闲长
// 度，则空间不够了。于是回复fs段寄存器值(如果被改变的话)并返回0.不过因
// 为参数和环境空间留有128KB，所以通常不可能发生这种情况。
len=0; /* remember zero-padding */
do {
len++; /*求单个参数的字符长度*/
} while (get_fs_byte(tmp++));
if (p-len < 0) { /* this shouldn't happen - 128kB ：P：剩余可存参数和环境变量的字符个数*/
set_fs(old_fs);
return 0;
}
// 接着我们逆向逐个字符地把字符串复制到参数和环境空间末端处。在循环复制
// 字符串的字符过程中，我们首先要判断参数和环境空间相应位置是否已经有内
// 存页面。如果还没有就先为其申请1页内存页面。偏移量offset被用作为在一
// 个页面中的当前指针偏移量。因为刚开始执行本函数时，偏移量offset被初始
// 化为0，所以(offset-1<0)肯定成立而使得offset重新被设置为当前p指针在页
// 面返回内的偏移值。
while (len) {/*遍历参数的每个字符*/
--p; /*这里偏移P也在变化，P的初始值PAGE_SIZE*MAX_ARG_PAGES-4，在do_execve中定义的*/
--tmp;--len;
if (--offset < 0) {
offset = p % PAGE_SIZE;
// 如果字符串和字符串数组都在内核空间中，那么为了从内核数据空间
// 复制字符串内容，下面会把fs设置为指向内核数据段。
if (from_kmem==2)
set_fs(old_fs);
// 如果当前偏移量p所在的串空间页面指针数组项page[p/PAGE_SIZE]==
// 0,表示此时p指针所处的空间内存页面还不存在，则需申请一空闲内
// 存页，并将该页面指针填入指针数组，同时也使页面指针pag 指向该
// 新页面，若申请不到空闲页面则返回0.
if (!(pag = (char *) page[p/PAGE_SIZE]) &&
!(pag = (char *) page[p/PAGE_SIZE] =
(unsigned long *) get_free_page()))
return 0;
// 如果字符串在内核空间，则设置fs段寄存器指向内核数据段(ds)。
if (from_kmem==2)
set_fs(new_fs);
}
// 然后从fs段中复制字符串的1字节到参数和环境空间内存页面pag的offset出。
*(pag + offset) = get_fs_byte(tmp);
}
}
// 如果字符串和字符串数组在内核空间，则恢复fs段寄存器原值。最后，返回参数和
// 环境空间已复制参数的头部偏移值。
if (from_kmem==2)
set_fs(old_fs);
return p;
}
上面的代码稍微有点繁琐，这里画个图直观展示
代码中好些地方涉及到set_fs，为啥要频繁设置fs了？原因如下：argv本身也是个变量，本身也要内存来存放；argv*和argv同理，这两个并不存用户输入的参数，仅仅是指针；argv**指向的地址才是最终存用户输入参数的地方，那么现在问题来了：argv*和argv**可能分别存在内核和用户态，但代码要get_fs函数来读取这两个变量，怎么办了？只能不停的改变fs来反复读取argv*和argv**了！比如from_kmem参数是1，argv*和argv**分别被存放在内核和用户态，此时如果要用get_fs_long读取argv*，需要把fs设置成ds，所以要调用set_fs(new_fs)；读取完argv*后如果要继续读取用户态的argv**，就要把已经改成ds的fs还原成以前的fs了，所以要调用set_fs(old_fs)
* from_kmem argv *(参数指针) argv **(真正的用户输入参数) * 0 user space user space * 1 kernel space user space * 2 kernel space kernel space
（3）参数或环境变量要求用空格隔开，个数是这样计算的：因为argv是二级指针，所以tmp每隔4个byte查找1次。如果指针是空，说明没指向任何参数；
/*
* count() counts the number of arguments/envelopes
*/
//// 计算参数个数
// 参数：argv - 参数指针数组，最后一个指针项是NULL
// 统计参数指针数组中指针的个数。关于函数参数传递指针的指针的作用，在sched.c中。
static int count(char ** argv)
{
int i=0;
char ** tmp;
if ((tmp = argv))
while (get_fs_long((unsigned long *) (tmp++)))
i++;
return i;
}
（4）总所周知，文件都是有头部信息的，不同平台对不同文件都规定了不同的头部信息，操作系统就是根据文件的头部信息区分文件类型；早期linux 0.11版本的文件头信息如下: 只有8个字段，非常简单；
struct exec {
unsigned long a_magic; /* Use macros N_MAGIC, etc for access；可执行文件的类型 */
unsigned a_text; /* length of text, in bytes */
unsigned a_data; /* length of data, in bytes */
unsigned a_bss; /* length of uninitialized data area for file, in bytes */
unsigned a_syms; /* length of symbol table data in file, in bytes */
unsigned a_entry; /* start address */
unsigned a_trsize; /* length of relocation info for text, in bytes */
unsigned a_drsize; /* length of relocation info for data, in bytes */
};
a_magic字段的取值：
#ifndef N_MAGIC #define N_MAGIC(exec) ((exec).a_magic) #endif #ifndef OMAGIC /* Code indicating object file or impure executable. */ #define OMAGIC 0407 /* Code indicating pure executable. */ #define NMAGIC 0410 /* Code indicating demand-paged executable. */ #define ZMAGIC 0413 #endif /* not OMAGIC */
（5）shell脚本中，上个可执行文件运行完后，如果要接着运行下一个脚本，需要更改ldt，linux 的代码如下；注意：ldt中代码段基址和数据段基址是一样的！
//// 修改任务局部描述符表的内容
// 修改局部描述符表LDT中描述符的段基址和段限长，并将参数和环境空间页面放置在数
// 据段末端。
// 参数：text_size - 执行文件头部中a_text字段给出的代码长度值；
// page - 参数和环境空间页面指针数组。
// 返回：数据段限长值(64MB)
static unsigned long change_ldt(unsigned long text_size,unsigned long * page)
{
unsigned long code_limit,data_limit,code_base,data_base;
int i;
// 首先根据执行文件头部代码长度字段a_text值，计算以页面长度为边界的代码段限
// 长。并设置数据段查高难度为64 MB.然后取当前进程局部描述符表代码段描述符中
// 代码段基址，代码段基址与数据段基址相同。并使用这些新值重新设置局部表中代
// 码段和数据段描述符中的基址和段限长。这里请注意，由于被加载的新程序的代码
// 和数据段基址与原程序相同，因此没有必要再重复去设置他们。
code_limit = text_size+PAGE_SIZE -1;/*PAGE_SIZE是文件头长度，这里加上代码段长度*/
code_limit &= 0xFFFFF000;/*代码段低12bit清零，和页对齐*/
data_limit = 0x4000000;/*数据段长度*/
code_base = get_base(current->ldt[1]);
data_base = code_base;/*代码段和数据段的基址都一样*/
set_base(current->ldt[1],code_base);
set_limit(current->ldt[1],code_limit);
set_base(current->ldt[2],data_base);
set_limit(current->ldt[2],data_limit);
/* make sure fs points to the NEW data segment */
// fs段寄存器中放入局部表数据段描述符的选择符(0x17)。即默认情况下fs都指向任
// 务数据段。__asm__("pushl $0x17\n\tpop %%fs"::)；
// 然后将参数和环境空间已存放数据的页面（最多有MAX_ARG_PAGES页，128kb）放到
// 数据段末端。方法是从进程空间末端逆向一页一页地放。函数put_page()用于吧物
// 理页面映射到进程逻辑空间中。
__asm__("pushl $0x17\n\tpop %%fs"::);
data_base += data_limit;
for (i=MAX_ARG_PAGES-1 ; i>=0 ; i--) {
data_base -= PAGE_SIZE;
if (page[i])
put_page(page[i],data_base);
}
return data_limit;
}
（6）前面做了大量铺垫，本文最重要的函数do_execve终于闪亮登场。整个流程原理上并不复杂：
先把文件从磁盘读到缓存区，然后检查文件的各种权限 然后检查文件头a_magic字段，看看是shell还是elf（当然这个时候的文件头和现在的elf格式差异还挺大的，但原理都是一样的）； 如果是shell，拷贝环境变量和参数，并逐行读取shell命令执行 如果是可执行文件，同样拷贝环境变量和参数，设置ldt； 根据文件头的a_entry数据设置eip的值
前面4步都是准备工作，第5步相当于扣动扳机了！
/*
* 'do_execve()' executes a new program.
*/
//// execve()系统中断调用函数。加载并执行子进程
// 该函数是系统中断调用（int 0x80）功能号__NR_execve调用的函数。函数的参数是进
// 入系统调用处理过程后直接到调用本系统嗲用处理过程和调用本函数之前逐步压入栈中
// 的值。
// eip - 调用系统中断的程序代码指针。
// tmp - 系统中断中在调用_sys_execve时的返回地址，无用；
// filename - 被执行程序文件名指针；
// argv - 命令行参数指针数组的指针；
// envp - 环境变量指针数组的指针。
// 返回：如果调用成功，则不返回；否则设置出错号，并返回-1.
/*
./add 1 2 3
./run.sh helloworld
*/
int do_execve(unsigned long * eip,long tmp,char * filename,
char ** argv, char ** envp)
{
struct m_inode * inode;
struct buffer_head * bh;
struct exec ex;
unsigned long page[MAX_ARG_PAGES];/*每个进程都有参数指针数组；注意：每个元素都是参数指针，并不直接存放参数*/
int i,argc,envc;
int e_uid, e_gid;
int retval;
int sh_bang = 0; // 控制是否需要执行的脚本程序
/*p指向参数和环境空间的最后部；注意：P只是个偏移，不是绝对地址；
每次调用copy_string后P都会减少，以此确保copy到连续的内存空间
*/
unsigned long p=PAGE_SIZE*MAX_ARG_PAGES-4; //p=128KB-4
// 在正式设置执行文件的运行环境之前，让我们先干这些杂事。内核准备了128kb(32
// 个页面)空间来存放化执行文件的命令行参数和环境字符串。上杭把p初始设置成位
// 于128KB空间中的当前位置。
// 另外，参数eip[1]是调用本次系统调用的原用户程序代码段寄存器CS值，其中的段
// 选择符当然必须是当前任务的代码段选择符0x000f.若不是该值，那么CS只能会是
// 内核代码段的选择符0x0008.但这是绝对不允许的，因为内核代码是常驻内存而不
// 能被替换掉的。因此下面根据eip[1]的值确认是否符合正常情况。然后再初始化
// 128KB的参数和环境串空间，把所有字节清零，并取出执行文件的i节点。再根据函
// 数参数分别计算出命令行参数和环境字符串的个数argc和envc。另外，执行文件必
// 须是常规文件。
if ((0xffff & eip[1]) != 0x000f)/*先判断一下权限够不够*/
panic("execve called from supervisor mode");
for (i=0 ; i<MAX_ARG_PAGES ; i++) /* clear page-table */
page[i]=0;/*参数指针清零*/
if (!(inode=namei(filename))) /* get executables inode：查看文件的元信息 */
return -ENOENT;
argc = count(argv);
envc = count(envp);
restart_interp:
if (!S_ISREG(inode->i_mode)) { /* must be regular file */
retval = -EACCES;
goto exec_error2;
}
// 下面检查当前进程是否有权运行指定的执行文件。即根据执行文件i节点中的属性，
// 看看本进程是否有权执行它。在把执行文件i节点的属性字段值取到i中后，我们首
// 先查看属性中是否设置了"设置-用户-ID"(set-user_id)标志和“设置-组-ID”(set_group-id)
// 标志。这两个标志主要是让一般用户能够执行特权用户(如超级用户root)的程序，
// 例如改变密码的程序passwd等。如果set-user-id标志置位，则后面执行进程的有
// 效用户ID(euid)就设置成执行文件的用户ID，否则设置成当前进程的euid。如果执
// 行文件set-group-id被置位的话，则执行进程的有效组ID（egid）就被设置为执行
// 文件的组ID。否则设置成当前进程的egid。这里暂时把这两个判断出来的值保存在
// 变量e_uid和e_gid中。
i = inode->i_mode; // 取文件属性字段
e_uid = (i & S_ISUID) ? inode->i_uid : current->euid;
e_gid = (i & S_ISGID) ? inode->i_gid : current->egid;
// 现在根据进程的euid和egid和执行文件的访问属性进行比较。如果执行文件属于运
// 行进程的用户，则把文件属性值i右移6位，此时最低3位是文件宿主的访问权限标
// 志。否则的话如果执行文件与当前进程的用户属性同租，则使属性值最低3位是执
// 行文件组用户的访问权限标志。否则此时属性值最低3位就是其他用户访问该执行
// 文件的权限。
// 然后我们根据属性字i的最低3bit值来判断当前进程是否有权限运行这个执行文件。
// 如果选出的相应用户没有运行该文件的权利(位0是执行权限)，并且其他用户也没
// 有任何权限或者当前进程用户不是超级用户，则表明当前进程没有权利运行这个执
// 行文件。于是置不可执行出错码，并跳转到exec_error2处去做退出处理。
if (current->euid == inode->i_uid)
i >>= 6;
else if (current->egid == inode->i_gid)
i >>= 3;
if (!(i & 1) &&/*是否有执行权限*/
!((inode->i_mode & 0111) && suser())) {
retval = -ENOEXEC;
goto exec_error2;
}
// 程序执行到这里，说明当前进程有运行指定执行文件的权限。因此从这里开始我们
// 需要取出执行文件头部数据并根据其中的信息来分析设置运行环境，或者运行另一
// 个shell程序来执行脚本程序。首先读取执行文件第1块数据到高速缓冲块中。并复
// 制缓冲块数据到ex中。如果执行文件开始的两个字节是字符'#!'，则说明执行文件
// 是一个脚本文件。如果想运行脚本文件，我们就需要执行脚本文件的解释程序(例
// 如shell程序)。 他指明了运行脚本
// 文件需要的解释程序。运行方法从脚本文件第一行中取出其中的解释程序名及后面
// 的参数(若有的话)，然后将这些参数和脚本文件名放进执行文件（此时是解释程序）
// 的命令行参数空间中。在这之前我们当然需要先把函数指定的原有命令行参数和环
// 境字符串放到128KB空间中，而这里建立起来的命令行参数则放到它们前面位置处(
// 因为是逆向放置)。最后让内核执行脚本文件的解释程序。下面就是在设置好解释
// 程序的脚本文件名等参数后，取出解释程序的i节点并跳转去执行解释程序。由于
// 我们需要跳转去执行，因此在下面确认处并处理了脚本文件之后需要设置一个禁止
// 再次执行下面的脚本处理代码标志sh_bang。在后面的代码中该标志也用来表示我
// 们已经设置好执行的命令行参数，不用重复设置。
if (!(bh = bread(inode->i_dev,inode->i_zone[0]))) {/*当前执行程序或shell脚本文件头结构，就是ELF的雏形*/
retval = -EACCES;
goto exec_error2;
}
ex = *((struct exec *) bh->b_data); /* read exec-header：读取的文件头数据用结构体“格式化” */
if ((bh->b_data[0] == '#') && (bh->b_data[1] == '!') && (!sh_bang)) {/*根据a_magic判断文件类型，这里是shell脚本*/
/*
* This section does the #! interpretation.
* Sorta complicated, but hopefully it will work. -TYT
*/
char buf[1023], *cp, *interp, *i_name, *i_arg;
unsigned long old_fs;
// 从这里开始，我们从脚本文件中提取解释程序名以及其参数，并把解释程序名、
// 解释程序的参数和脚本文件名组合放入环境参数块中。首先复制脚本文件头1
// 行字符'#!'后面的字符串到buf中，其中含有脚本解释程序名，也可能包含解
// 释程序的几个参数。然后对buf中的内容进行处理。删除开始空格、制表符。
strncpy(buf, bh->b_data+2, 1022);/*跳过#!两个char字符，把后续所有的数据拷到buf*/
brelse(bh);
iput(inode);
buf[1022] = '\0';/*一个block是1024byte，除去文件头的#!，只剩1022byte了；然后以0结尾*/
if ((cp = strchr(buf, '\n'))) {
*cp = '\0';
for (cp = buf; (*cp == ' ') || (*cp == '\t'); cp++);
}
if (!cp || *cp == '\0') {
retval = -ENOEXEC; /* No interpreter name found */
goto exec_error1;
}
// 此时我们得到了开头是脚本解释程序名的一行内容(字符串)。下面分析改行。
// 首先取第一个字符串，它应该是解释程序名，此时i_name指向该名称。若解释
// 程序名后还有字符，则它们应该是解释程序的参数串，于是令i_arg指向该串。
interp = i_name = cp;
i_arg = 0;
for ( ; *cp && (*cp != ' ') && (*cp != '\t'); cp++) {
if (*cp == '/')
i_name = cp+1;
}
if (*cp) {
*cp++ = '\0';
i_arg = cp;
}
/*
* OK, we've parsed out the interpreter name and
* (optional) argument.
*/
// 现在我们要把上面解析出来的解释程序名i_name及其参数i_arg和脚本文件名作
// 即使程序的参数放进环境和参数块中。不过首先我们需要把函数提供的原来一
// 些参数和环境字符串先放进去，然后再放这里解析出来的。例如对于命令行参
// 数来说，如果原来的参数是"-arg1-arg2"、解释程序名是bash、其参数是"-iarg1
// -iarg2"、脚本文件名(即原来的执行文件名)是"example.sh"，那么放入这里
// 的参数之后，新的命令行类似于这样：
// "bash -iarg1 -iarg2 example.sh -arg1 -arg2"
// 这里我们把sh_bang标志置上，然后把函数参数提供的原有参数和环境字符串
// 放入到空间中。环境字符串和参数个数分别是envc和argc-1个。少复制的一
// 个原有参数是原来的执行文件名，即这里的脚本文件名。[[??? 这里可以看
// 出，实际上我们需要去另行处理脚本文件名，即这里完全可以复制argc个参
// 数，包括原来执行文件名(即现在的脚本文件名)。因为它位于同一个位置上]]
// 注意！这里指针p随着复制信息增加而逐渐向小地址方向移动，因此这两个复
// 制串函数执行完后，环境参数串信息块位于程序命令行参数串信息块的上方，
// 并且p指向程序的第一个参数串。copy_strings()最后一个参数(0)指明参数
// 字符串在用户空间。
if (sh_bang++ == 0) {
/*每拷贝1次，P就减少拷贝的字节数*/
p = copy_strings(envc, envp, page, p, 0);
/*下面传入的P是上面的返回值；由于P是偏移，所以下面接着上面往下继续copy*/
p = copy_strings(--argc, argv+1, page, p, 0);
}
/*
* Splice in (1) the interpreter's name for argv[0]
* (2) (optional) argument to interpreter
* (3) filename of shell script
*
* This is done in reverse order, because of how the
* user environment and arguments are stored.
*/
// 接着我们逆向复制脚本文件名、解释程序的参数和解释程序文件名到参数和环
// 境空间中。若出错，则置出错码，跳转到exec_error1。另外，由于本函数参
// 数提供的脚本文件名filename在用户空间，而这里赋予copy_string()的脚本
// 文件名指针在内核空间，因此这个复制字符串函数的最后一个参数(字符串来
// 源标志)需要被设置成1.若字符串在内核空间，则copy_strings()的最后一个
// 参数要设置成2。
p = copy_strings(1, &filename, page, p, 1);
argc++;
if (i_arg) {
p = copy_strings(1, &i_arg, page, p, 2);
argc++;
}
p = copy_strings(1, &i_name, page, p, 2);
argc++;
if (!p) {
retval = -ENOMEM;
goto exec_error1;
}
/*
* OK, now restart the process with the interpreter's inode.
*/
// 最后我们取得解释程序的i节点指针，然后跳转到上面去执行解释程序。为了
// 获得解释程序的i节点，我们需要使用namei()函数，但是该函数所使用的参数
// (文件名)是从用户数据空间得到的，即从段寄存器fs指向空间中取得。因此调
// 用namei()函数之前我们需要先临时让fs指向内核数据空间，以让函数能从内
// 核空间得到解释程序名，并在namei()返回后恢复fs的默认设置。因此这里我
// 们先临时保存原fs段寄存器（原指向用户数据段）的值，将其设置成指向内核
// 数据段，然后取解释程序的i节点。之后再恢复fs的原值。并跳转到restart_interp
// 出重新处理新的执行文件——脚本文件解释程序。
old_fs = get_fs();
set_fs(get_ds());
if (!(inode=namei(interp))) { /* get executables inode */
set_fs(old_fs);
retval = -ENOENT;
goto exec_error1;
}
set_fs(old_fs);
goto restart_interp;
}
// 此时缓冲块中的执行文件头结构数据已经复制到了ex中。于是先释放该缓冲块，并
// 开始对ex中的执行头信息进行判断处理。对于Linux0.11内核来说，它仅支持ZMAGIC
// 执行文件格式，并且执行文件代码都从逻辑地址0开始执行，因此不支持含有代码
// 或数据重定位信息的执行文件。当然，如果执行文件实在太大或者执行文件残缺不
// 全，那么我们也不能运行它。因此对于下列情况将不执行程序：如果执行文件不是
// 需求页可执行文件（ZMAGIC）、或者代码和数据重定位部分不等于0，或者（代码段
// + 数据段+堆）长度超过50MB、或者执行文件长度小于（代码段+数据段+符号表长度
// +执行头部分）长度的总和。
brelse(bh);
if (N_MAGIC(ex) != ZMAGIC || ex.a_trsize || ex.a_drsize ||
ex.a_text+ex.a_data+ex.a_bss>0x3000000 ||/*程序加上栈堆才4M，这么大的量肯定是错的*/
inode->i_size < ex.a_text+ex.a_data+ex.a_syms+N_TXTOFF(ex)) {
retval = -ENOEXEC;
goto exec_error2;
}
// 另外，如果执行文件中代码开始处没有位于1个页面(1024字节)边界处，则也不能
// 执行。因为需求页(Demand paging)技术要求加载执行文件内容时以页面为单位，
// 因此要求执行文件映象中代码和数据都从页面边界处开始。
if (N_TXTOFF(ex) != BLOCK_SIZE) {
printk("%s: N_TXTOFF != BLOCK_SIZE. See a.out.h.", filename);
retval = -ENOEXEC;
goto exec_error2;
}
// 如果sh_bang标志没有设置，则复制指定个数的命令行参数和环境字符串到参数和
// 环境空间中。若sh_bang标志已经设置，则表明是将运行脚本解释程序，此时环境
// 变量页面已经复制，无须再复制。同样，若sh_bang没有置位而需要复制的话，那
// 么此时指针p随着复制信息增加而逐渐向小地址方向移动，因此这两个复制串函数
// 执行完后，环境参数串信息块位于程序参数串信息块上方，并且p指向程序的第1个
// 参数串。事实上，p是128KB参数和环境空间中的偏移值。因此如果p=0，则表示环
// 境变量与参数空间页面已经被占满，容纳不下了。
if (!sh_bang) {
p = copy_strings(envc,envp,page,p,0);
p = copy_strings(argc,argv,page,p,0);
if (!p) {
retval = -ENOMEM;
goto exec_error2;
}
}
/* OK, This is the point of no return */
// 前面我们针对函数参数提供的信息对需要运行执行文件的命令行参数和环境空间进
// 行了设置，但还没有为执行文件做过什么实质性的工作，即还没有做过为执行文件
// 初始化进程任务结构信息、建立页表等工作。现在我们就来做这些工作。由于执行
// 文件直接使用当前进程的“躯壳”，即当钱进程将被改造成执行文件的进程，因此我
// 们需要首先释放当前进程占用的某些系统资源，包括关闭指定的已打开文件、占用
// 的页表和内存页面等。然后根据执行文件头结构信息修改当前进程使用的局部描述
// 符表LDT中描述符的内容，重新设置代码段和数据段描述符的限长，再利用前面处
// 理得到的e_uid和e_gid等信息来设置进程任务结构中相关的字段。最后把执行本次
// 系统调用程序的返回地址eip[]指向执行文件中代码的其实位置处。这样当本系统
// 调用退出返回后就会去运行新执行文件的代码了。注意，虽然此时新执行文件代码
// 和数据还没有从文件中加载到内存中，但其参数和环境块已经在copy_strings()中
// 使用get_free_page()分配了物理内存页来保存数据，并在change_ldt()函数中使
// 用put_page()放到了进程逻辑空间的末端处。另外，在create_tables()中也会由
// 于在用户栈上存放参数和环境指针表而引起缺页异常，从而内存管理程序也会就此
// 为用户栈空间映射物理内存页。
//
// 这里我们首先放回进程原执行程序的i节点，并且让进程executable字段指向新执行
// 文件的i节点。然后复位原进程的所有信号处理句柄。再根据设定的执行时关闭文件
// 句柄（close_on_exec）位图标志，关闭指定的打开文件，并复位该标志。
/*
一个shell脚本可能有N个文件顺序执行；执行完前面的文件后，需要把当前线程的executable换成下一个文件的
*/
if (current->executable)
iput(current->executable);
current->executable = inode;/*指向当前需要执行文件的inode节点*/
for (i=0 ; i<32 ; i++)
current->sigaction[i].sa_handler = NULL;/*清空当前进程的信号处理函数*/
for (i=0 ; i<NR_OPEN ; i++)
if ((current->close_on_exec>>i)&1)/*原线程执行后该关闭的文件都先关闭了，并清空位图*/
sys_close(i);
current->close_on_exec = 0;
// 然后根据当前进程指定的基地址和限长，释放原来程序的代码段和数据段所对应的
// 内存页表指定的物理内存页面及页表本身。此时新执行文件并没有占用主内存区任
// 何页面，因此在处理器真正运行新执行文件代码时就会引起缺页异常中断，此时内
// 存管理程序执行缺页处理而为新执行文件申请内存页面和设置相关表项，并且把相
// 关执行文件页面读入内存中。如果“上次任务使用了协处理器”指向的是当前进程，
// 则将其置空，并复位使用了协处理器的标志。
free_page_tables(get_base(current->ldt[1]),get_limit(0x0f));
free_page_tables(get_base(current->ldt[2]),get_limit(0x17));
if (last_task_used_math == current)
last_task_used_math = NULL;
current->used_math = 0;
// 然后我们根据新执行文件头结构中的代码长度字段a_text的值修改局部表中描述符
// 基地址和段限长，并将128KB的参数和环境空间页面放置在数据段末端。执行下面
// 语句之后，p此时更改成以数据段起始处为原点的偏移值，但仍指向参数和环境空
// 间数据开始处，即已转换成为栈指针值。然后调用内部函数create_tables()在栈中
// 穿件环境和参数变量指针表，供程序的main()作为参数使用，并返回该栈指针。
p += change_ldt(ex.a_text,page)-MAX_ARG_PAGES*PAGE_SIZE;/*上一个文件已经执行完，当然要换成下一个文件的ldt*/
p = (unsigned long) create_tables((char *)p,argc,envc);
// 接着再修改各字段值为新执行文件的信息。即令进程任务结构代码尾字段end_code
// 等于执行文件的代码长度a_text；数据尾字段end_data等于执行文件的代码段长度
// 加数据段长度(a_data+a_text)；并令进程堆结尾字段brk=a_text+a_data+a_bss.
// brk用于指明进程当前数据段（包括未初始化数据部分）末端位置。然后设置进程
// 栈开始字段为栈指针所在页面，并重新设置进程的有效用户id和有效组id。
current->brk = ex.a_bss +
(current->end_data = ex.a_data +
(current->end_code = ex.a_text));
current->start_stack = p & 0xfffff000;
current->euid = e_uid;
current->egid = e_gid;
// 如果执行文件代码加数据长度的末端不再页面边界上，则把最后不到1页长度的内
// 存过空间初始化为零。
i = ex.a_text+ex.a_data;
while (i&0xfff)
put_fs_byte(0,(char *) (i++));
// 最后将原调用系统中断的程序在堆栈上的代码指针替换为指向新执行程序的入口点，
// 并将栈指针替换为执行文件的栈指针。此后返回指令将这些栈数据并使得CPU去执
// 行新执行文件，因此不会返回到原调用系统中断的程序中去了。
eip[0] = ex.a_entry; /* eip, magic happens :-)：前面做了大量的准备工作，终于在这里改eip了 */
eip[3] = p; /* stack pointer */
return 0;
exec_error2:
iput(inode);
exec_error1:
for (i=0 ; i<MAX_ARG_PAGES ; i++)
free_page(page[i]);
return(retval);
}
上述代码很多，为方便理解，这里继续画个内存分布图：大部分代码都在往进程的空间拷贝各种数据！
总的来说，进程内存从上到下的分布：参数列表、环境变量、栈、数据段、代码段；
某大厂有句厂训名言：指哪打哪！意思就是领导要求基层员工干啥，基层员工就干啥，100%服从命令，不能有任何质疑！个人感觉cpu是典型的指哪打哪：
ds指向的内存地址就是数据段的开始，mov等指令就从ds指定的数据段取数据；至于业务逻辑上是不是对的，cpu硬件是没法判断的，需要软件程序员来确保！ ss指向的内存地址就是栈段的开始，push、pop等指令就在ss指定的段读写数据； cs段指向的内存地址就是代码段的开始，eip就把当前指向内存地址的二进制码读出来当成代码执行；至于取出来的二进制码是不是代码（比如错误把数据当成了代码），执行的逻辑是不是对的，cpu硬件也是没法判断的，同样需要软件程序员来保障！
理清了上面的逻辑后再去看代码，发现代码虽然多，但是并不难：主要就干了下面几件事：
权限检查、其他struct的属性字段（文件inode、进程task struct） 数据来回复制倒腾（我感觉80%都是这类代码） 设置eip，跳转到目标地址