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Code Models
因为不同的寻址模式所要求的限制不一样，而不同的限制所要求的性能损耗不一样。因此，为了最大程度上优化性能，在不同的场景下会使用不同的模式。当前AMD64定义了以下几种code models:
- Small code model
Virtual address在链接阶段就已经确认下来，并且所有符号的地址从0到（$2^{31}$- $2^{24}$ - 1），即从0x00000000到0x7effffff。具体寻址范围，取决于使用偏移的方式。
这是效率最高的寻址模式，适用于绝大多数情况。
Kernel code model
Kernel通常很小，并且一般在地址空间的高半部分运行。因此，我们定义所有的符号地址范围为（$2^{64}$- $2^{31}$）- （$2^{64}$- $2^{24}$），即从0xffffffff80000000到0xffffffffff000000。
该模式拥有与smal model类似的优点，只是具体作用的偏移不一样。Large code model
Large code model对于address和section size都不做限制，这个模式对性能的损耗很大，只有在其他模式无法满足情况下，才会采用。Medium code model
在该模式下，data section会被分为两部分，分别使用small code model和large code model。程序的内存布局必须采用一种方式，使得large data sections（.ldata .lrodata .lbss）在text和data section之后出现。Small position independent code model (PIC)
PIC的特性要求符号的virtual virtual到dynamic link time才能确定，允许的最大寻址offset为（$2^{31}$- $2^{24}$ - 1），即0x7effffff。Large position independent code model (PIC)
参照3和5Medium position independent code model (PIC)
参照3和4
使用large model的ELF file可能会对目标section设置SHF_X86_64_LARGE。
为了解决偏移过大时的数据存取和函数调用问题，出现了GOT和PLT机制。
符号表和栈解析
STT_GNU_IFUNC： ifunc相关的符号类型
.eh_frame section记录了用于unwinding stack的信息。
.eh_frame可能由多个section组成，大致可以分为CIE(Common Information Entry)和FDEs(Frame Descriptor Entry)
与栈解析有关的section flag： SHT_X86_64_UNWIND
与栈解析有关的segment flag: PT_GNU_EH_FRAME / PT_SUNW_EH_FRAME / PT_SUNW_UNWIND
在汇编语言层面，提供一些指令用于支持栈解析和debug information:
.cfi_startproc
.cfi_endproc
.cfi_def_cfa REGISTER, OFFSET
.cfi_def_cfa_register REGISTER
.cfi_def_cfa_offset OFFSET
.cfi_adjust_cfa_offset OFFSET
.cfi_offset REGISTER, OFFSET
.cfi_rel_offset REGISTER, OFFSET
.cfi_escape EXPRESSION[, …]
重定向
_GLOBAL_OFFSET_TABLE_有可能位于.got section的中间部分，从而同时允许对于偏移数组的正向和负向寻址。
一般来说，GOT机制用于处理数据(地址)访问，PLT机制用于处理函数跳转。
动态链接器处理GOT和PLT表格的过程：
- 当第一次创建程序的内存空间时，动态链接器会将GOT表格的第二项和第三项设置为特别的值。
- 在内存空间里的每个shared object文件都有自己的PLT表格，控制权只会从同一个object文件中跳转到PLT表格。
- 为了方便举例，假设程序调用了name1，将控制权转给了label .PLT1。
- 程序开始从.PLT1开始执行(jmp xxx)，第一次时.PLT1从GOT表格读取的地址是下一条pushq指令，而不是真正的name1地址，因此程序直接跳转到下一条指令。
- 现在程序把一个relocation index压入栈中，这个relocation index是一个32-bit，非负的index。这个index与relocation table里的一个entry关联，这个关联的entry类型为R_X86_64_JUMP_SLOT，这个entry的offset就是之前jmp xxx里的xxx所在的地址，这个entry关联的符号就是name1。
- 压入relocation index之后，程序就会跳转到.PLT0，也就是PLT表格的第一项，这里的pushq指令会把GOT+8的value放入栈中，从而给动态链接器一种标记信息。接着，程序会跳转到GOT+16，将控制权交给动态链接器。
- 当动态链接器获取控制权之后，它会解开栈，根据栈里的信息，将name1的地址放到GOT里正确的位置。
- 接下来的程序执行到.PLT1时，会直接跳转到目标函数执行。
环境变量LD_BIND_NOW可以立即开始这一绑定过程(处理类型为R_X86_64_JUMP_SLOT的重定向)，带来的代价就是启动时间的增加。
在small和medium model里，当PLT和GOT同时引用同一个function symbol时，一般情况下，linker会在PLT里创建一个GOTPLT slot，在GOT里创建一个GOT slot。一个runtime JUMP_SLOT重定向会被创建，用来更新对应的GOTPLT slot。一个runtime GLOB_DAT重定向会被创建去更新GOT slot。在runtime时，JUMP_SLOT和GLOB_DAT重定向都会使用同样的symbol value去更新GOTPLT和GOT slot。
作为一个优化，linker可能会把GOTPLT slot和GOT slot合并成一个GOT slot，并且移除JUMP_SLOT重定向。这种优化会把以下常规的PLT entry:
1 | .PLT: jmp [GOTPLT slot] |
借助GOT slot通过间接跳转替换成一个GOT PLT enrty：
1 | .PLT: jmp [GOT slot] |
然后，把PLT的引用解析到GOT PLT entry。间接跳转指令是5个字节，剩余的部分用nop指令填充。在这种优化中，指针比较是必须要避免的。否则，有可能会导致binary在运行时进入死循环。