운영체제 기본/Linux의 ELF 로딩/초기 스택과 사용자 모드 진입: 두 판 사이의 차이

실행 파일의 세그먼트를 매핑했다고 해서 사용자 프로그램이 곧바로 실행되는 것은 아니다. 커널은 시작할 명령어 주소, 최초의 사용자 스택, 인자와 환경 변수, 실행 환경을 설명하는 보조 정보를 함께 준비해야 한다. 동적 링크된 프로그램에서는 첫 사용자 명령어가 주 실행 파일이 아니라 동적 링커에 속할 수도 있다.

이 절은 [[운영체제 기본/Linux의 ELF 로딩/ELF 세그먼트와 주소 공간|ELF 세그먼트와 주소 공간]] 이후의 과정을 Linux v6.12 x86-64 기준으로 설명한다. 일반적인 <code>execve()</code>와 부팅 중 PID 1의 첫 실행은 같은 ELF 로더를 활용하지만, 커널에 들어온 경로와 사용자 모드로 나가는 경로는 구분해야 한다.

== 주 실행 파일의 진입점과 실제 첫 명령어 ==

<code>e_entry</code>는 ELF 헤더가 지정하는 진입 주소이다. 주 실행 파일에 <code>load_bias</code>가 적용되면 실제 주소는 <code>e_entry + load_bias</code>가 된다. 그러나 이것이 항상 CPU가 처음 실행할 사용자 명령어 주소인 것은 아니다.

<code>PT_INTERP</code>가 있으면 커널은 그 항목에 기록된 경로의 ELF 인터프리터를 열고 검증한다. 일반적인 GNU/Linux 환경에서는 <code>ld-linux-x86-64.so.2</code> 같은 동적 링커가 여기에 해당한다. 인터프리터도 ELF 파일이므로 <code>load_elf_interp()</code>가 그 프로그램 헤더와 <code>PT_LOAD</code>를 이용하여 별도로 매핑한다. 주 프로그램과 인터프리터는 각각 자신의 배치 기준과 진입점을 가진다.<ref name="elf">[https://git.kernel.org/pub/scm/linux/kernel/git/torvalds/linux.git/tree/fs/binfmt_elf.c?h=v6.12 Linux v6.12, fs/binfmt_elf.c], <code>load_elf_binary()</code>, <code>load_elf_interp()</code>, <code>create_elf_tables()</code>.</ref>

! 실행 형태 !! 커널이 준비하는 첫 사용자 실행 주소 !! 주 프로그램의 진입 주소

 

Linux 코드에서는 주 실행 파일의 보정된 진입 주소를 담는 <code>e_entry</code>와, 최종적으로 <code>START_THREAD</code>에 넘기는 <code>elf_entry</code>를 구분해 읽으면 이해하기 쉽다. 인터프리터가 없으면 둘이 같아지지만, 있으면 <code>elf_entry</code>는 인터프리터의 진입 주소가 된다.

 

'''e_entry가 항상 main의 주소라는 설명은 틀리다.''' 일반적인 C 실행 파일에서는 런타임 시작 코드인 <code>_start</code> 등이 진입점이 되고, 그 코드가 필요한 런타임 초기화와 호출 규약 준비를 수행한 뒤 <code>main()</code>으로 이어진다. 그렇다고 ELF 규격이 <code>_start</code>라는 이름을 강제하는 것도 아니다. 링크 설정이나 언어 런타임에 따라 다른 진입점을 사용할 수 있다. 커널은 심벌 이름으로 <code>main</code>이나 <code>_start</code>를 찾지 않는다.

 

 

커널의 ELF 로더는 실행할 이미지와 인터프리터를 배치하고, 사용자 프로그램이 시작할 수 있는 기본 실행 상태를 만든다. 모든 공유 라이브러리를 찾아 연결하고, 각 심벌의 주소를 해석하는 일을 커널이 대신 수행하는 것은 아니다.

 

사용자 공간의 동적 링커는 자신의 초기 실행 상태를 정리하고, 주 프로그램의 동적 정보를 해석한다. 일반적인 동적 링크 과정에서는 필요한 공유 객체를 찾고 매핑하며, 심벌을 해석하고 재배치를 수행하고, TLS와 초기화 절차 등을 준비한다. 이후 주 프로그램의 시작 코드로 제어를 넘긴다. 구체적인 순서와 지연 바인딩 여부는 동적 링커 구현과 링크 옵션에 따라 달라지며, 지연 바인딩을 사용하면 일부 심벌의 해석은 첫 호출까지 미뤄진다.<ref>[https://man7.org/linux/man-pages/man8/ld.so.8.html Linux man-pages, ld.so(8)], DESCRIPTION 및 LD_BIND_NOW.</ref>

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Dynamic linker entry      [user mode]

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  language/runtime startup

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이 그림은 인터프리터가 있는 일반적인 동적 실행의 개념도이다. 인터프리터 없는 실행에서는 첫 사용자 실행 주소가 곧 주 실행 이미지의 진입점이며, 정적 PIE처럼 자체 시작 코드가 필요한 재배치를 수행하는 형태도 있다. 커널이 주소 배치에 <code>load_bias</code>를 적용했다는 사실과, 사용자 공간에서 재배치 항목을 처리했다는 사실을 혼동해서는 안 된다.

 

 

<code>execve(path, argv, envp)</code>를 호출하는 시점의 <code>argv</code>와 <code>envp</code>는 이전 사용자 주소 공간의 포인터이다. 이전 주소 공간을 없애고 새 프로그램을 실행할 것이므로, 커널은 그 포인터 값을 그대로 새 프로그램에 넘길 수 없다.

exec 준비 과정은 인자와 환경 변수의 개수 및 크기를 확인하고 문자열들을 새 실행을 위한 메모리에 복사한다. 새 스택의 최종 위치는 <code>setup_arg_pages()</code> 등에서 정리되며, ELF 로더의 <code>create_elf_tables()</code>가 복사된 문자열을 가리키는 새 사용자 주소들을 사용해 포인터 배열과 보조 벡터를 작성한다. 인자 개수·총량 제한과 메모리 접근 실패 처리는 이 준비 과정의 일부이다.<ref name="exec">[https://git.kernel.org/pub/scm/linux/kernel/git/torvalds/linux.git/tree/fs/exec.c?h=v6.12 Linux v6.12, fs/exec.c], <code>copy_strings()</code>, <code>setup_arg_pages()</code>, <code>do_execveat_common()</code>, <code>kernel_execve()</code>.</ref>

== 최초 사용자 스택의 구조 ==

x86-64의 최초 사용자 스택에는 인자 개수 <code>argc</code>, 인자 포인터 배열, 환경 변수 포인터 배열, 보조 벡터(auxiliary vector, auxv)가 놓인다. 문자열과 난수 데이터 등은 같은 초기 스택 영역 안에 별도로 자리 잡고 포인터가 이를 가리킨다. <ref name="elf" />

메모리에서 낮은 주소부터 읽는 순서는 <code>argc → argv → NULL → envp → NULL → auxv</code>이다. x86-64 네이티브 ABI에서는 스택 슬롯과 포인터를 64비트 단위로 해석하며, 커널은 초기 스택의 정렬도 맞춘다. 실행 시작은 일반 C 함수에 <code>call</code>한 결과가 아니므로, 초기 스택에 <code>main()</code>의 정상적인 호출자 반환 주소가 있다고 가정하면 안 된다. 런타임 시작 코드가 이 원시 시작 상태를 읽어 언어 런타임과 함수 호출 규약에 맞는 상태를 만든다.

 

또한 새 스택은 사용자 스택이다. 커널이 현재 ELF 로딩을 수행하는 데 사용하는 커널 스택과는 별개이다. <code>bprm->p</code>에 마련된 새 스택 위치를 저장해 두었다가, 나중에 사용자 모드로 나갈 레지스터 상태의 RSP로 사용한다.

 

 

<code>argv</code>와 <code>envp</code>가 호출자가 제공한 문자열 정보라면, 보조 벡터는 커널이 실행 환경에 관해 제공하는 구조화된 정보이다. 각 항목은 종류와 값의 쌍이며, 값은 숫자일 수도 있고 새 주소 공간의 주소일 수도 있다.

! 항목 !! 의미와 활용

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| <code>AT_UID</code>, <code>AT_EUID</code>, <code>AT_GID</code>, <code>AT_EGID</code> || 실행 후 자격 증명에 관한 값

| <code>AT_SECURE</code> || 동적 링커와 런타임이 보안상 제한된 실행 환경을 판단하는 데 사용하는 값

| <code>AT_EXECFN</code> || 실행 파일 이름 문자열을 가리키는 주소

| <code>AT_NULL</code> || 보조 벡터의 끝

<code>AT_PHDR</code>를 만들 때 Linux는 프로그램 헤더 테이블의 파일 위치를 포함하는 <code>PT_LOAD</code>를 찾아 해당 세그먼트의 파일 오프셋과 가상 주소 사이의 관계로 메모리 주소를 계산하고 <code>load_bias</code>를 반영한다. 동적 링커는 이 정보로 주 프로그램의 세그먼트와 동적 정보에 접근할 수 있다.<ref name="elf" />

 

auxv는 동적 링크 전용 구조가 아니다. 인터프리터가 없는 프로그램의 시작 코드도 페이지 크기나 하드웨어 기능 같은 정보를 활용할 수 있다. 반대로 auxv의 모든 값이 주소인 것도 아니므로, 종류를 무시하고 일괄 역참조해서는 안 된다.

 

== start_thread는 CPU를 즉시 사용자 모드로 바꾸지 않는다 ==

<code>load_elf_binary()</code>의 마지막 부분은 실행 상태 마무리를 거쳐 <code>START_THREAD</code>를 호출한다. x86-64 네이티브 실행에서는 <code>start_thread()</code>가 <code>start_thread_common()</code>으로 이어지고, 현재 태스크의 <code>pt_regs</code>에 새 사용자 실행 상태를 기록한다.<ref name="process64">[https://git.kernel.org/pub/scm/linux/kernel/git/torvalds/linux.git/tree/arch/x86/kernel/process_64.c?h=v6.12 Linux v6.12, arch/x86/kernel/process_64.c], <code>start_thread_common()</code>, <code>start_thread()</code>.</ref>

<code>start_thread_common()</code>에서 새 진입 주소와 스택, 세그먼트 선택자를 저장하는 부분은 다음과 같다.<ref name="process64" />

regs->ip = new_ip;

regs->sp  = new_sp;

regs->csx = _cs;

regs->ssx = _ss;

<code>new_ip</code>와 <code>new_sp</code>는 사용자 RIP와 RSP가 된다. 네이티브 x86-64의 <code>start_thread()</code>는 <code>_cs</code>와 <code>_ss</code>에 <code>__USER_CS</code>와 <code>__USER_DS</code>를 전달한다. 플래그와 나머지 세그먼트 상태도 함께 정리한다.

이 시점에 커널 C 코드가 사용자 주소로 일반 함수 호출을 하거나, 그 자리에서 CPU 권한 수준을 낮추는 것은 아니다. '''나중에 사용자 모드로 복귀할 때 사용할 저장된 레지스터 상태를 바꾸는 것'''이다. 실제 권한 전환과 레지스터 복원은 아키텍처의 사용자 복귀 경로가 수행한다.

== 일반 execve는 이전 프로그램으로 돌아가지 않는다 ==

일반적인 <code>execve()</code>는 사용자 코드가 시스템 콜(System Call)을 통해 커널에 들어오면서 시작한다. 성공하면 새 실행 이미지와 초기 스택이 준비되고, 저장된 사용자 복귀 상태가 새 진입점과 새 스택으로 바뀐다. 커널의 exec 처리 함수들이 성공을 반환하는 것과, 이전 사용자 프로그램의 호출 지점으로 돌아가는 것은 다른 일이다.

Old user program

    execve(...)

        |

        v

    exec preparation and binary-format dispatch

    START_THREAD(new_entry, new_stack)

        |

        v

Kernel system-call exit path

        |

        v

New user image, not the old execve call site

따라서 성공한 exec는 이전 프로그램 입장에서 반환하지 않는다. 성공을 나타내는 커널 내부 반환값이 있더라도, 호출 뒤에 있던 이전 사용자 명령어를 실행하지 않는다. 실패가 이전 이미지를 유지할 수 있는 단계에서 발생했다면 호출자에게 오류가 돌아갈 수 있다. 반면 이미지 교체를 되돌릴 수 없는 지점 이후의 실패는 단순히 이전 프로그램으로 복귀하는 형태로 처리할 수 없다.

x86-64의 전통적인 사용자 복귀 코드에는 빠른 <code>SYSRET</code>을 쓸 수 있는지 검사하는 경로와, 더 일반적인 상태를 복원하는 <code>IRET</code> 경로가 있다. exec 이후처럼 사용자 레지스터가 새로 구성된 경우까지 “시스템 콜은 언제나 SYSRET으로 복귀한다”라고 설명해서는 안 된다. 또한 v6.12에는 FRED 지원에 따른 별도 복귀 경로도 있으므로, 특정 최종 명령을 모든 시스템에 무조건 적용하지 않는다.<ref name="entry">[https://git.kernel.org/pub/scm/linux/kernel/git/torvalds/linux.git/tree/arch/x86/entry/entry_64.S?h=v6.12 Linux v6.12, arch/x86/entry/entry_64.S], <code>entry_SYSCALL_64</code>, <code>ret_from_fork_asm</code>, 사용자 모드 복귀 경로.</ref>

이러한 커널 모드와 사용자 모드 사이의 전환은 그 자체로 다른 태스크를 선택하는 컨텍스트 스위치(Context Switch)와 같지 않다. exec는 현재 실행 이미지의 교체이며, 반드시 새 PID를 만들거나 다른 프로세스로 CPU를 넘기는 연산이 아니다.

== PID 1은 사용자 시스템 콜 없이 같은 로더를 사용한다 ==

어떤 파일을 init으로 선택하는지는 [[운영체제 기본/x86-64 Linux의 부팅/루트 파일시스템과 init 선택|루트 파일시스템과 init 선택]]에서 다룬다. 여기서는 선택된 실행 파일을 사용자 공간에서 시작하는 과정에 집중한다.

부팅 중 처음 실행되는 PID 1은 아직 이전 사용자 프로그램에서 <code>execve()</code>를 호출할 수 없다. Linux v6.12의 <code>rest_init()</code>는 <code>user_mode_thread(kernel_init, NULL, CLONE_FS)</code>로 PID 1 태스크를 만들며, 이 태스크는 처음에는 커널 함수 <code>kernel_init()</code>를 수행한다. 여기서 “커널 함수를 실행하며 시작한다”와 일반적인 <code>PF_KTHREAD</code> 커널 스레드라는 분류를 구분해야 한다. 실제 <code>kernel_execve()</code>는 <code>PF_KTHREAD</code>인 태스크의 호출을 거부한다.<ref name="init">[https://git.kernel.org/pub/scm/linux/kernel/git/torvalds/linux.git/tree/init/main.c?h=v6.12 Linux v6.12, init/main.c], <code>rest_init()</code>, <code>kernel_init()</code>, <code>run_init_process()</code>.</ref><ref name="exec" />

<code>kernel_init()</code>가 선택한 init 프로그램을 실행할 때는 <code>run_init_process()</code>가 커널에 있는 파일 이름·인자·환경 문자열을 <code>kernel_execve()</code>로 넘긴다. 이 함수는 사용자 포인터를 받는 시스템 콜 입구를 우회하지만, 공통 exec 처리와 바이너리 형식 핸들러를 통해 ELF 로더에 도달한다.

중요한 점은 <code>kernel_execve()</code>가 성공했다고 해서 C 함수 호출의 중간에서 바로 사용자 모드로 점프하지 않는다는 것이다. 성공하면 <code>kernel_init()</code>가 반환하고, 태스크의 시작 함수 호출을 감싸고 있던 <code>ret_from_fork()</code>가 이후 처리를 수행한다. v6.12 x86의 <code>ret_from_fork()</code>는 시작 함수가 돌아온 뒤 <code>regs->ax</code>를 정리하고 <code>syscall_exit_to_user_mode()</code>를 호출한다. 이어 <code>ret_from_fork_asm</code>의 사용자 복귀 경로가 새 레지스터 상태를 이용해 사용자 모드로 진입한다.<ref name="process">[https://git.kernel.org/pub/scm/linux/kernel/git/torvalds/linux.git/tree/arch/x86/kernel/process.c?h=v6.12 Linux v6.12, arch/x86/kernel/process.c], <code>copy_thread()</code>, <code>ret_from_fork()</code>.</ref><ref name="entry" />

여기서 <code>syscall_exit_to_user_mode</code>라는 함수 이름은 앞서 사용자 프로그램이 실제 시스템 콜 명령을 실행했다는 뜻이 아니다. 사용자 모드로 나가기 전에 필요한 공통 정리를 이 경로에서도 이용하는 것이다. 첫 PID 1과 일반 exec가 만나는 지점은 '''ELF 이미지와 초기 사용자 상태를 준비하는 공통 실행 로직'''이며, 출발점까지 같은 것은 아니다.

또한 PID 1이 동적 링크된 ELF라면 첫 사용자 명령어는 init 실행 파일의 진입점이 아니라 그 <code>PT_INTERP</code>가 지정한 동적 링커의 진입점일 수 있다. “커널이 init의 main으로 점프한다”는 표현은 실행 파일 로딩, 런타임 시작, 사용자 권한 전환을 모두 생략한 설명이다. 정확한 경계는 '''커널이 준비한 첫 사용자 실행 상태로 복귀한 뒤, 사용자 공간의 시작 절차가 이어진다'''는 것이다.