看到这个标题很多人可能想，老家伙老糊涂了。可执行文件的结构和 C 语言有什么关系。
我们先来看一个程序：
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int global_a = 0x5; /* 01 */
int global_b; /* 02 */
/* 03 */
int main() /* 04 */
{ /* 05 */
char *q = "123456789"; /* 06 */
/* 07 */
q[3] = ‘A’; /* 08 */
/* 09 */
global_a = 0xaaaaaaaa; /* 10 */
global_b = 0xbbbbbbbb; /* 11 */
/* 12 */
// strcmp(q, NULL); /* 13 */
return 0x0; /* 14 */
} /* 15 */
1. 你能说出程序中出现的变量和常量在可执行程序的哪个段中么？
2. 程序运行的结果是什么？
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能正确回答上面问题者，此节可以跳过不读：
如果有人问笔者第一个问题，笔者会响亮的回答：“不知道”！。因为你没告诉我目标 CPU，编译器，链接器。
如果有人问笔者第二个问题，笔者会更响亮的回答：“不知道”！。因为你没告诉我链接器，链接参数，目标操作系统。
比如 "123456789" 在某些编译环境下出现在 ".text" 中，某些编译环境下出现在 ".data" 中。
再比如，如果用 VC6.0 环境，编译时加上 /GF 选项，该程序会崩溃（第 8 行）。
再比如第 13 行，这种错误极为愚蠢，但是在某些操作系统下居然执行得挺顺利，至少不会崩溃（一种HP的UNIX操作系统上，可惜笔者没有留意版本号）。
所以 C 程序严重依赖于，CPU，编译器，链接器，操作系统。正是因为这种不确定性，所以为了保证你写的程序能在各种环境下运行，或者你想能够在任何环境下 debug 你的 C 程序。你必须知道可执行文件的格式和操作系统如何加载。否则当你在介绍自己的时候，只能使用类似：“我是X86平台上，VC6.0集成开发环境下的 C 语言高手” 之类的描述。颇为尴尬。
为了说明方便我们的讨论建立在一套虚拟的环境上。当然了这仅限于宏观的讨论，一些具体的例子我会给出我调试所用的环境。我们假设虚拟环境满足下列条件：
1. 足够物理内存
2. 操作系统不允许缺页中断
3. 物理页面 4K
4. 二级页表映射
5. 4G 虚拟地址空间
6. 操作系统不支持 swap 机制
7. I/O 使用独立的地址空间
8. 有若干通用寄存器 r0，r1，r2，r3，……
9. 函数的返回值放在 r0 中
10. 单 CPU
（哈哈，没有具体的环境，我说错了也没人知道）
言归正传，过于古老的文件结构我们不提（入门的格式请参考 a.out 格式）。现在比较常用的文件格式是 ELF 和 PE/COFF。嵌入式方面 ELF 比较主流。
可执行文件基本上的结构如下图：
+———————————-+
| |
| 文件头 |
| |
+———————————-+
| |
| 段描述表 |
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+———————————-+
| |
| 段1 |
| |
+———————————-+
| |
| : |
| |
+———————————-+
| |
| 段n |
| |
+———————————-+
其中这些段中常见的段有 .text，.rodata，.rwdata，.bss。还有一些段因为编译器和文件格式有细微差别我们不再一一说明。
参考：1. Executable and Linkable Format Specification
2. PE/COFF Sepcification
.text：正文段，也称为程序段，可执行的代码
.rodata：只读数据段，存放只读数据
.rwdata：可读写数据段，
.bss段：未初始化数据 （下文详述）
有了虚拟的环境就好蒙了：就上面的例子来说，我们先回答第一个问题：
1. a 在 .rwdata 中
2. b 在 .bss 中
3. q 程序运行的时候从 stack 中分配
4. ‘A’，0x5，0xaaaaaaaa，0xbbbbbbbb，0x0 在 .text 段。
5. "123456789" 在 .rodata 中
第二个问题，程序在第 8 行会崩溃。程序为什么会崩溃呢？要回答这个问题我们要知道可执行程序的加载。
可执行程序的加载
当操作系统装载一个可执行文件的时候，首先操作系统盘但该文件是否是一个合法的可执行文件。如果是操作系统将按照段表中的指示为可执行程序分配地址空间。操作系统的内存管理十分复杂，我们不在这里讨论。
就上面的例子来说可执行文件在磁盘中的 layout 如下：（假设程序的虚拟地址从 0x00400000 开始，该平台的页面大小是 4K）
+———————————-+
| |
| 文件头 |
| |
+———————————-+——————
| .text 描述 | ^
| 虚拟地址起始位置 : 0x00400000 | |
| 占用虚拟空间大小 : 0x00001000 | |
| 实际大小 : 0x00000130 | |
| 属性 ：执行/只读 | |
+———————————-+ |
| .rwdata 描述 | |
| 虚拟地址起始位置 : 0x00401000 | |
| 占用虚拟空间大小 : 0x00001000 |
| 实际大小 : 0x00000004 | 段描述表
| 属性 ：读写 | |
+———————————-+
| .rodata 描述 | |
| 虚拟地址起始位置 : 0x00402000 | |
| 占用虚拟空间大小 : 0x00001000 | |
| 实际大小 : 0x0000000A | |
| 属性 ：只读 | |
+———————————-+ |
| .bss 描述 | |
| 虚拟地址起始位置 : 0x00403000 | |
| 占用虚拟空间大小 : 0x00001000 | |
| 实际大小 : 0x00000000 | |
| 属性 ：读写 | v
+———————————-+—————–
| |
| .text 段 | <- 4K对齐，不满补 0
| |
+———————————-+—————–
|0x5 |
| .rwdata 段 | <- 4K对齐，不满补 0
| |
+———————————-+—————–
|123456789 |
| .rodata 段 | <- 4K对齐，不满补 0
| |
+———————————-+—————–
请注意，.bss 段仅仅有描述，在文件中并不存在。为什么呢？.bss 专用于存放未初始化的数据。因为未初始化的数据缺省是 0，所以只需要标记出长度就可以了。操作系统会在加载的时候为它分配清 0 的页面。这种技术好像叫做 ZFOD （Zero Filled On Demand）。
操作系统首先将文件读入物理页面中（物理页面的管理比较复杂，不属于本文讨论的范围），反正大家就认为操作系统找到了一批空闲的物理页面，将可执行文件全部装载。如图：
:
+———————————-+ <—- 物理页面对齐
| |
| .text 段 |
| |
+———————————-+
:
:
+———————————-+ <—- 物理页面对齐
|0x5 |
| .rwdata 段 |
| |
+———————————-+
:
:
+———————————-+ <—- 物理页面对齐
|123456789 |
| .rodata 段 |
| |
+———————————-+
:
:
在物理地址中，这几个段并不连续，顺序也不能保证，甚至如果一个段占用几个页面的时候，段内的连续性和顺序都不能保证。实际上我们也不程序关心在物理内存中的 layout。只需要页面对齐即可。
最后操作系统为程序创建虚拟地址空间，并建立虚拟地址-物理地址映射（虚拟地址的管理十分复杂，反正大就认为映射建好了。另外：注意我们的假设，系统不支持缺页机制和 swap 机制，否则没有这么简单）。然后我们从虚拟地址空间看来，程序的 layout 如下图：
+———————————-+ 0x00400000
| |
| .text 段 |
| |
+———————————-+ 0x00401000
|0x5 |
| .rwdata 段 |
| |
+———————————-+ 0x00402000
|123456789 |
| .rodata 段 |
| |
+———————————-+ 0x00403000
| |
| .bss 段 |
| |
+———————————-+
同时操作系统会根据段的属性设置页面的属性，这就是为什么通常程序的段是页面对齐的，因为机器只能以页面为单位设置属性。
所以第二个问题自然就有了答案。程序会 crash。因为 .rodata 段所属的页面是只读的。其实有些编译器会将常量 "123456789" 放在 ".text" 中，其实是一样的，两个段都是只读的，写操作都会导致非法访问，甚至同一种编译器，不同的变异参数，这个常量也会出现在不同的位置。实际上这个保护由编译器，链接器，操作系统，CPU串通好了，共同完成的。
所以说计算机有些具体问题并没有一定之规，但是他们基本的原理是一样的。我们掌握了基本原理，具体问题可以具体分析。
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