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ELF文件由4部分组成，分别是ELF头（ELF header）、程序头表（Program header table）、节（Section）和节头表（Section header table）。
一般是地址空间为0x8048000或0x8048300；
Shell会调用execve将命令行参数和环境参数传递给可执行程序的main函数
int execve(const char * filename,char * const argv[ ],char * const envp[ ]);
库函数exec*都是execve的封装例程
execve和fork都是特殊一点的系统调用：一般的都是陷入到内核态再返回到用户态。
fork父进程和一般进程调度一样，子进程返回到一个特定的点ret_from_fork，子进程是从ret_from_fork开始执行然后返回到用户态；
execve特殊：执行到可执行程序--陷入内核--构造新的可执行文件--覆盖掉原可执行程序--返回到新的可执行程序，作为起点（也就是main函数） ，需要构造他的执行环境； 
do_execve()会首先检查被执行文件，当do_execve()读取了128个字节的文件头部之后，然后调用search_binary_handle()【retval = search_binary_handler(bprm,regs)】
去搜索和匹配合适的可执行文件装载处理过程。Linux中所有被支持的可执行文件格式都有相应的装载处理过程，search_binary_handle()会通过判断文件头部的魔数确定文件的格式，
并且调用相应的装载处理过程。如ELF用load_elf_binary()，a.out用load_aout_binary()，脚本用load_script()。其中ELF装载过程的主要步骤是:
①检查ELF可执行文件格式的有效性，比如魔数、程序头表中段(Segment)的数量。
②寻找动态链接的”.interp”段(该段保存可执行文件所需要的动态链接器的路径)，设置动态链接器路径。
③根据ELF可执行文件的程序头表的描述，对ELF文件进行映射，比如代码、数据、只读数据。
④初始化ELF进程环境，比如进程启动时EDX寄存器的地址应该是DT_FINI的地址(结束代码地址)。
⑤将系统调用的返回地址修改成ELF可执行文件的入口点，这个入口点取决于程序的链接方式，
静态链接的可执行程序和动态链接的可执行程序execve系统调用返回时：
execve系统调用将系统调用的返回地址修改成ELF可执行文件的入口点，这个入口点取决于程序的链接方式，
对于静态链接的ELF可执行文件，这个程序入口就是ELF文件的文件头中e_enEry所指的地址；对于动态链接的ELF可执行文件，程序入口点是动态链接器。
当ELF被load_elf_binary()装载完成后，函数返回至do_execve()在返回至sys_execve()。在load_elf_binary()中系统调用的返回地址已经被改成ELF程序的入口地址了。
所以当sys_execve()系统调用从内核态返回到用户态时，EIP寄存器直接跳转到了ELF程序的入口地址，于是新的程序开始执行，ELF可执行文件装载完成。(1) exec系统调用要求以参数形式提供可执行文件名，并存储该参数以备将来使用。连同文件名一起，还要提供和存储其他参数，例如如果shell命令是"ls -l"，那么ls作为文件名，-l作为选项，一同存储起来以备将来使用。
(2) 现在，内核解析文件路径名，从而得到该文件的索引节点号。然后，访问和读取该索引节点。内核知道对任何shell命令而言，它要先在/bin目录中搜索。
(3) 内核确定用户类别(是所有者、组还是其他)。然后从索引节点得到对应该可执行文件用户类别的执行(X)权限。内核检查该进程是否有权执行该文件。如果不可以，内核提示错误消息并退出。
(4) 如果一切正常，它访问可执行文件的头部。
(5) 现在，内核要将期望使用的程序(例如本例中的ls)的可执行文件加载到子进程的区域中。但"ls"所需的不同区域的大小与子进程已经存在的区域不同，因为它们是从父进程中复制过来的。因此，内核释放所有与子进程相关的区域。这是准备将可执行镜像中的新程序加载到子进程的区域中。在为仅仅存储在内存中的该系统调用存储参数后释放空间。进行存储是为了避免"ls"的可执行代码覆盖它们而导致它们丢失。根据实现方式的不同，在适当的地方进行存储。例如，如果"ls"是命令，"-l"是它的参数，那么就将"-l"存储在内核区。/bin目录中"ls"实用程序的二进制代码就是内核要加载到子进程内存空间中的内容。
(6) 然后，内核查询可执行文件(例如ls)镜像的头部之后分配所需大小的新区域。此时，建立区域表和页面映射表之间的链接。
(7) 内核将这些区域和子进程关联起来，也就是创建区域表和P区表之间的链接。
(8) 然后，内核将实际区域中的内容加载到分配的内存中。
(9) 内核使用可执行文件头部中的寄存器初始值创建保存寄存器上下文。
(10) 此时，子进程("ls"程序)已经运行。因此，内核根据子进程优先级，将其插到"准备就绪"进程列表的合适位置。最终，调度这个子进程。
(11) 在调度该子进程后，由前述(9)中介绍的保存寄存器上下文生成该进程的上下文。然后，PC、SP等就有了正确的值。
(12) 然后，内核跳转到PC指明的地址。这就是要执行的程序中第一个可执行指令的地址。现在开始执行"ls"这样的新程序。 内核从步骤(5)中存储的预先确定的区域中得到参数，然后生成所需的输出。如果子进程在前台执行，父进程会一直等到子进程终止；否则它会继续执行。
(13) 子进程终止，进入僵尸状态，期望使用的程序已经完成。现在，内核向父进程发送信号，指明"子进程死亡"，这样现在就可以唤醒父进程了。
如果这个子进程打开新文件，那么这个子进程的用户文件描述符表、打开文件列表和inode表结构就和父进程的不同。如果该子进程调用另一个子程序，就会重复执行/分支进程。这样就会创建不同深度层次的进程结构。
gcc -c fun.c
ar cqs libfun.a fun.o
gcc call.c -static -L. -lfun -o fun_static_call
./fun_static_call
/*生成动态链接库*/
gcc fun.c -fPIC -shared -o libfun.so
/*-L指定查找动态链接库的路径,-lfun实际就是查找libfun.so*/
1. 静态链接：elf_entry就是指向可执行文件里边规定的那个头部，即main函数处。
2. 动态链接：可执行文件是需要依赖其它动态链接库，elf_entry就是指向动态链接器的起点。
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原文地址：http://www.cnblogs.com/20135302wei/p/5352571.html
