关于“进程挂靠”

发布时间:2014-10-23 23:24:11
来源:分享查询网

线程在Windows内核中运行时有时候需要暂时“挂靠(Attach)”到别的进程的用户空间,即暂时切换到另一个进程的用户空间。这称为“进程挂靠”,因为用户空间是一个进程最主要的特征。     显然,要是当前线程的操作与用户空间无关、不需要访问用户空间,那么当时的用户空间到底是谁的用户空间根本就无关紧要,所以这必定发生在与用户空间有关的操作中。     一般而言,如果线程T属于进程P,那么当这个线程在内核中运行时的用户空间应该就是进程P的用户空间,它也没有必要访问到别的进程的用户空间去。可是,Windows内核允许一些跨进程的操作,特别是跨用户空间的操作,所以有时候就需要把当时的用户空间切换到别的进程的用户空间,或者说挂靠到别的进程。在Windows中,一个进程实际上只是意味着一个用户(地址)空间,说一个线程属于某个进程的意思是它使用的是某个特定的用户空间,系统空间则是由所有线程共用的。那么“某个特定的用户空间”是什么意思呢?实质上就是一个具体的页面映射方案,或者一套具体的映射目录和页面表,以及相关的其它数据结构。而所谓“切换到某个进程的用户空间”,就是把这套具体的映射目录和页面表装入CPU中的页面映射机构,使其真正发生作用。当然,在完成了有关的操作以后还要回到原来的用户空间,否则就无法从内核“返回”自己的用户空间了。     然而究竟什么时候需要用到进程挂靠呢?最好还是通过一个实例来加以说明。     前几篇漫谈中说到,在启动一个PE格式的EXE映像运行时先要创建一个进程,然后把目标EXE映像和ntdll.dll的映像映射到新建进程的用户空间,并且在映射后的ntdll.dll映像中找到LdrInitializeThunk()等函数的入口。在这个过程中,当前线程属于作为创建者的那个进程,或“父进程”,而其部分操作的对象则在新建进程、即“子进程”的用户空间。所以此时就用到了进程挂靠,使当前线程挂靠到新建进程的用户空间。下面我们通过LdrpMapSystemDll()的代码来说明为什么有进程挂靠、以及怎样实现进程挂靠。     在创建进程的过程中要调用到一个函数LdrpMapSystemDll(),其作用是把“系统DLL”、即ntdll.dll映射到新建进程的用户空间,并从中获取几个重要函数的入口。当然,这是个内核函数,是在系统空间运行的。 CODE: NTSTATUS LdrpMapSystemDll(HANDLE ProcessHandle, PVOID* LdrStartupAddr) {    CHAR  BlockBuffer [1024];    . . . . . .    UNICODE_STRING DllPathname =                ROS_STRING_INITIALIZER(L"//SystemRoot//system32//ntdll.dll");    . . . . . .    /*     * Locate and open NTDLL to determine ImageBase     * and LdrStartup     */    InitializeObjectAttributes(&FileObjectAttributes, &DllPathname, 0, NULL, NULL);    DPRINT("Opening NTDLL/n");    Status = ZwOpenFile(&FileHandle, FILE_READ_ACCESS, &FileObjectAttributes,                 &Iosb, FILE_SHARE_READ, FILE_SYNCHRONOUS_IO_NONALERT);    . . . . . .    Status = ZwReadFile(FileHandle, 0, 0, 0, &Iosb, BlockBuffer, sizeof(BlockBuffer), 0, 0);    . . . . . .    . . . . . .    DosHeader = (PIMAGE_DOS_HEADER) BlockBuffer;    NTHeaders = (PIMAGE_NT_HEADERS) (BlockBuffer + DosHeader->e_lfanew);    . . . . . .    ImageBase = NTHeaders->OptionalHeader.ImageBase;    ImageSize = NTHeaders->OptionalHeader.SizeOfImage;       /*     * Create a section for NTDLL     */    DPRINT("Creating section/n");    Status = ZwCreateSection(&NTDllSectionHandle, SECTION_ALL_ACCESS, NULL,                 NULL, PAGE_READWRITE, SEC_IMAGE | SEC_COMMIT, FileHandle);    . . . . . .    ZwClose(FileHandle);       /*     * Map the NTDLL into the process     */    ViewSize = 0;    ImageBase = 0;    Status = ZwMapViewOfSection(NTDllSectionHandle, ProcessHandle,                             (PVOID*)&ImageBase, 0, ViewSize, NULL,                             &ViewSize, 0, MEM_COMMIT, PAGE_READWRITE);    . . . . . .    . . . . . .    CurrentProcess = PsGetCurrentProcess();    if (Process != CurrentProcess)      {        DPRINT("Attaching to Process/n");        KeAttachProcess(&Process->Pcb);      }    /*     * retrieve ntdll's startup address     */      if (SystemDllEntryPoint == NULL)      {        RtlInitAnsiString (&ProcedureName,      "LdrInitializeThunk");        Status = LdrGetProcedureAddress ((PVOID)ImageBase,      &ProcedureName,      0,      &SystemDllEntryPoint);        . . . . . .        *LdrStartupAddr = SystemDllEntryPoint;      }    . . . . . .    . . . . . .    if (Process != CurrentProcess)      {        KeDetachProcess();      }    ObDereferenceObject(Process);    ZwClose(NTDllSectionHandle);    return(STATUS_SUCCESS); }先看一下大致的流程:     通过InitializeObjectAttributes()设置好一个OBJECT_ATTRIBUTES数据结构FileObjectAttributes;然后用这个数据结构作为参数之一,通过系统调用ZwOpenFile()打开目标文件ntdll.dll。之所以如此,是因为ZwOpenFile()并不接受文件名作为参数,而必须把文件名放在OBJECT_ATTRIBUTES数据结构中。当然,这个数据结构中还有别的信息。     通过ZwReadFile()读入目标文件的开头1K字节,目的在于获取其DosHeader和NTHeaders,进而获取其NTHeaders->OptionalHeader中的ImageBase和SizeOfImage两项信息,前者是映像在文件中的起点,后者是映像的大小。     通过ZwCreateSection()为目标文件建立(并打开)一个Section对象。从逻辑的意义上,这个Section对象就与目标文件的内容划上了等号。     至此,目标文件已经可以关闭,因为不再需要通过文件读写等常规的文件操作访问这个文件了。     通过ZwMapViewOfSection()将已建立的Section、即目标文件的内容映射到目标进程的用户空间。     通过KeAttachProcess()将当前线程挂靠到目标进程。     通过LdrGetProcedureAddress()从已经映射到目标进程用户空间的映像中获取函数LdrInitializeThunk()的入口地址。     再通过LdrGetProcedureAddress()获取若干其它函数的入口地址。     通过KeDetachProcess()撤销挂靠,回到当前线程所属的进程。     关闭所创建的Section对象。     首先要说明,函数名以Zw开头的函数实际上就是以Nt开头的对应系统调用。以打开文件为例,在用户空间调用时要用NtOpenFile(),在内核中调用则用ZwOpenFile()。     显然,这个流程中的进程挂靠、即KeAttachProcess()和KeDetachProcess()、是因为要执行LdrGetProcedureAddress()而产生的需求。对此我们很自然地就会有两个问题:首先,为什么LdrGetProcedureAddress()需要进程挂靠?其次,既然LdrGetProcedureAddress()需要,那为什么ZwMapViewOfSection()倒又不需要?二者不是都涉及目标进程的用户空间吗?     要回答这两个问题,就得近一步深入到这两个函数的代码中。     如前所述,系统调用NtCreateSection()在内核中创建一个Section对象,并使这个对象与一个(已经打开的)目标文件挂上勾,此后就可以通过另一个系统调用NtMapViewOfSection()将目标文件的部分或全部内容映射到某个用户空间(Section可以为多个进程共享,分别映射到不同空间的相同或不同地址上)。     下面先看NtMapViewOfSection()。 CODE: [LdrpMapSystemDll() > NtMapViewOfSection()] NTSTATUS STDCALL NtMapViewOfSection(IN HANDLE SectionHandle,                    IN HANDLE ProcessHandle,                    IN OUT PVOID* BaseAddress  OPTIONAL,                    IN ULONG ZeroBits  OPTIONAL,                    IN ULONG CommitSize,                    IN OUT PLARGE_INTEGER SectionOffset  OPTIONAL,                    IN OUT PULONG ViewSize,                    IN SECTION_INHERIT InheritDisposition,                    IN ULONG AllocationType  OPTIONAL,                    IN ULONG Protect) {    PVOID SafeBaseAddress;    LARGE_INTEGER SafeSectionOffset;    ULONG SafeViewSize;    PSECTION_OBJECT Section;    PEPROCESS Process;    KPROCESSOR_MODE PreviousMode;    PMADDRESS_SPACE AddressSpace;    NTSTATUS Status = STATUS_SUCCESS;       PreviousMode = ExGetPreviousMode();       if(PreviousMode != KernelMode)    {      . . . . . .    }    else    {      SafeBaseAddress = (BaseAddress != NULL ? *BaseAddress : NULL);      SafeSectionOffset.QuadPart = (SectionOffset != NULL ? SectionOffset->QuadPart : 0);      SafeViewSize = (ViewSize != NULL ? *ViewSize : 0);    }    . . . . . .    AddressSpace = &Process->AddressSpace;    . . . . . .    Status = MmMapViewOfSection(Section,                                Process,                                (BaseAddress != NULL ? &SafeBaseAddress : NULL),                                ZeroBits,                                CommitSize,                                (SectionOffset != NULL ? &SafeSectionOffset : NULL),                                (ViewSize != NULL ? &SafeViewSize : NULL),                                InheritDisposition,                                AllocationType,                                Protect);    . . . . . .    return(Status); }参数SectionHandle代表着一个Section对象,ProcessHandle则代表着一个用户空间,BaseAddress是要求装入的地址,而SectionOffset是目标文件中的起点。还有个参数Protect是对映射后的内存区间(而不是目标文件)的访问保护,在这里是PAGE_READWRITE。     显然,实际的操作是由MmMapViewOfSection()完成的,函数名中的前缀Mm表示这个函数属于内存管理。 CODE: [LdrpMapSystemDll() > NtMapViewOfSection() > MmMapViewOfSection()] NTSTATUS STDCALL MmMapViewOfSection(IN PVOID SectionObject, ……) {    . . . . . .    PMADDRESS_SPACE AddressSpace;    . . . . . .    Section = (PSECTION_OBJECT)SectionObject;    AddressSpace = &Process->AddressSpace;    MmLockAddressSpace(AddressSpace);    if (Section->AllocationAttributes & SEC_IMAGE)    {       ULONG i;       ULONG NrSegments;       ULONG_PTR ImageBase;       ULONG ImageSize;       PMM_IMAGE_SECTION_OBJECT ImageSectionObject;       PMM_SECTION_SEGMENT SectionSegments;       ImageSectionObject = Section->ImageSection;       SectionSegments = ImageSectionObject->Segments;       NrSegments = ImageSectionObject->NrSegments;       ImageBase = (ULONG_PTR)*BaseAddress;       if (ImageBase == 0)       {          ImageBase = ImageSectionObject->ImageBase;       }       ImageSize = 0;       for (i = 0; i < NrSegments; i++)       {          if (!(SectionSegments[i].Characteristics & IMAGE_SCN_TYPE_NOLOAD))          {             ULONG_PTR MaxExtent;             MaxExtent = (ULONG_PTR)SectionSegments[i].VirtualAddress +                         SectionSegments[i].Length;             ImageSize = max(ImageSize, MaxExtent);          }       }       /* Check there is enough space to map the section at that point. */       if (MmLocateMemoryAreaByRegion(AddressSpace, (PVOID)ImageBase,                                      PAGE_ROUND_UP(ImageSize)) != NULL)       {          . . . . . .          /* Otherwise find a gap to map the image. */          ImageBase = (ULONG_PTR)MmFindGap(AddressSpace,                            PAGE_ROUND_UP(ImageSize), PAGE_SIZE, FALSE);          . . . . . .       }       for (i = 0; i < NrSegments; i++)       {          if (!(SectionSegments[i].Characteristics & IMAGE_SCN_TYPE_NOLOAD))          {             PVOID SBaseAddress = (PVOID)                   ((char*)ImageBase + (ULONG_PTR)SectionSegments[i].VirtualAddress);             MmLockSectionSegment(&SectionSegments[i]);             Status = MmMapViewOfSegment(Process,                                         AddressSpace,                                         Section,                                         &SectionSegments[i],                                         &SBaseAddress,                                         SectionSegments[i].Length,                                         SectionSegments[i].Protection,                                         0,                                         FALSE);             MmUnlockSectionSegment(&SectionSegments[i]);             . . . . . .          }       }       *BaseAddress = (PVOID)ImageBase;    }    else    {       . . . . . .       if (SectionOffset == NULL)       {          ViewOffset = 0;       }       else       {          ViewOffset = SectionOffset->u.LowPart;       }       . . . . . .       if ((*ViewSize) == 0)       {          (*ViewSize) = Section->MaximumSize.u.LowPart - ViewOffset;       }       else if (((*ViewSize)+ViewOffset) > Section->MaximumSize.u.LowPart)       {          (*ViewSize) = Section->MaximumSize.u.LowPart - ViewOffset;       }       MmLockSectionSegment(Section->Segment);       Status = MmMapViewOfSegment(Process,                                   AddressSpace,                                   Section,                                   Section->Segment,                                   BaseAddress,                                   *ViewSize,                                   Protect,                                   ViewOffset,                                   (AllocationType & MEM_TOP_DOWN));       MmUnlockSectionSegment(Section->Segment);       . . . . . .    }    MmUnlockAddressSpace(AddressSpace);    return(STATUS_SUCCESS); }我把这段程序留给读者自己阅读,只是略加提示:Section对象所代表的目标文件分为两大类,一类是可执行映像文件,一类是不同文件。可执行映像文件的映射比普通文件要复杂一些,因为映像文件中一般有好多不同的段,需要映射到不同的地址上去,这就是代码中有两个for循环的原因。每个段的映射则都是由MmMapViewOfSegment()完成的。 CODE: [LdrpMapSystemDll() > NtMapViewOfSection() > MmMapViewOfSection() > MmMapViewOfSegment()] NTSTATUS STATIC MmMapViewOfSegment(PEPROCESS Process,                    PMADDRESS_SPACE AddressSpace,                    PSECTION_OBJECT Section,                    PMM_SECTION_SEGMENT Segment,                    PVOID* BaseAddress,                    ULONG ViewSize,                    ULONG Protect,                    ULONG ViewOffset,                    BOOL TopDown) {    PMEMORY_AREA MArea;    NTSTATUS Status;    KIRQL oldIrql;    PHYSICAL_ADDRESS BoundaryAddressMultiple;    BoundaryAddressMultiple.QuadPart = 0;    Status = MmCreateMemoryArea(Process,                                AddressSpace,                                MEMORY_AREA_SECTION_VIEW,                                BaseAddress,                                ViewSize,                                Protect,                                &MArea,                                FALSE,                                TopDown,                                BoundaryAddressMultiple);    . . . . . .    KeAcquireSpinLock(&Section->ViewListLock, &oldIrql);    InsertTailList(&Section->ViewListHead,                   &MArea->Data.SectionData.ViewListEntry);    KeReleaseSpinLock(&Section->ViewListLock, oldIrql);    ObReferenceObjectByPointer((PVOID)Section,                               SECTION_MAP_READ,                               NULL,                               ExGetPreviousMode());    MArea->Data.SectionData.Segment = Segment;    MArea->Data.SectionData.Section = Section;    MArea->Data.SectionData.ViewOffset = ViewOffset;    MArea->Data.SectionData.WriteCopyView = FALSE;    MmInitialiseRegion(&MArea->Data.SectionData.RegionListHead,                       ViewSize, 0, Protect);    return(STATUS_SUCCESS); }这里MmCreateMemoryArea()的作用是为一个段的影射分配虚存区间:     按给定的地址要求在目标进程的用户空间找到足够大的“空隙”     如果并非必须映射在给定的地址,就找一个足够大的空隙,     从这个空隙中划出一块给定大小的区间     分配/创建一个MEMORY_AREA数据结构,并将其挂入相应的AddressSpace队列。     MEMORY_AREA数据结构除可挂入AddressSpace队列外还可挂入Section对象中的队列,这样就把内存区间、Section对象、以及目标文件结合了起来。     对于了解Linux内核中存储管理和共享内存区映射的读者,这些操作和过程应该是容易理解的。但是我在这里要说的重点却并不在于这个过程本身,而在于这个过程中并无进程挂靠。     读者或许已经注意到,上面在以NtMapViewOfSection()为入口的整个流程中,我们并没有看到对于KeAttachProcess()的调用、即并没有进行进程挂靠。虽然这是在父进程的上下文中把一个Section、即“区间”、影射到子进程的用户空间,但是却并不需要挂靠到子进程,这是为什么呢?要回答这个问题,我们先要搞清:所谓一个进程的用户空间是怎么体现的。简而言之,这主要体现为“一本账、一个表”。     首先,一个“用户空间”是一大片虚拟地址空间,在Linux中是3GB、在Windows中是2GB的地址空间。但是这么大一片虚拟地址空间并不是都已分配使用,都已经映射到了物理页面、或是某个映射文件或盘区。所以就需要有个账本,记下哪一些虚拟地址区间已经分配使用了,这就是“一本账”。在Linux内核中,这个账本就是以mm_struct (在上面的代码中是MADDRESS_SPACE)为根的一整套数据结构,在“进程控制块”task_struct中有个指针指向本进程的mm_struct数据结构(在上面的代码中是&Process->AddressSpace)。由于已分配使用(而尚未释放)的虚拟地址区间一般都是不连续的,例如用于堆栈的区间和可执行代码的区间就不会连续,所以从数据结构的角度看这“账本”的具体内容总是一个链表,链表中的每一个结点都代表着一个已分配使用的地址区间,在Linux内核中这就是vm_area_struct数据结构(在上面的代码中是MEMORY_AREA数据结构)。在这一方面,不同操作系统的内核在具体的数据结构和程序实现上可以有所不同,但是大体上都是一样的,变不出太多的花样。所以,要把一个Section映射到一个进程的用户空间,首先是对这“账本”的操作。     但是,光有这账本还不够,因为这账本并不直接对CPU中的页面映射部件MMU起作用,所以还需要有一个用于MMU的页面映射表,这就是“一个表”。所谓挂靠到某个进程,就是把这个进程的页面映射表装入MMU,使得访问用户空间的某个地址时使用的是目标进程的页面映射表。当然,在任何特定的时刻,MMU中只能有一个页面映射表,既然装入了目标进程的页面映射表,就离开了原来进程的页面映射表。但是,不管是什么进程的页面映射表,他们的系统空间部分、即内核部分、则都是共同的。由此可见,“进程挂靠”(和恢复)只能在内核中进行,而不能在用户空间进行。     这里还要注意,对于页面映射表的“准备”和“使用”是两码事,建立映射时所涉及的是准备,而把准备好了的页面映射表装入MMU才开始了它的使用。     所以,ZwMapViewOfSection()之所以不需要挂靠到目标进程,是因为建立映射的过程只是账面的操作,而并不真的要去访问(目标进程)用户空间的某个地址。     按理说,既然是把一个Section映射到目标进程的用户空间,就应该同时完成对账本和映射表的操作。但是ReactOS的代码把这两种操作分离了开来,在NtMapViewOfSection()中只是对账本的操作,而把对映射表的操作推迟了(下面就会看到),那当然也是可以的。     至此,ntdll.dll的映射已经完成,回到LdrpMapSystemDll()的代码中,下一步是要从这映像中获取LdrInitializeThunk()等函数的入口地址,这时候就需要实施进程挂靠了。 CODE: [LdrpMapSystemDll() > KeAttachProcess()] VOID  STDCALL KeAttachProcess(PKPROCESS Process) {     KIRQL OldIrql;     PKTHREAD Thread = KeGetCurrentThread();     DPRINT("KeAttachProcess: %x/n", Process);     /* Make sure that we are in the right page directory */     UpdatePageDirs(Thread, Process);     /* Lock Dispatcher */     OldIrql = KeAcquireDispatcherDatabaseLock();     . . . . . .     /* Check if the Target Process is already attached */     if (Thread->ApcState.Process == Process ||                     Thread->ApcStateIndex != OriginalApcEnvironment) {                 DPRINT("Process already Attached. Exitting/n");         KeReleaseDispatcherDatabaseLock(OldIrql);     } else {                 KiAttachProcess(Thread, Process, OldIrql, &Thread->SavedApcState);     } }前面的映射只是记在了新建进程的账本上,却没有改变它的页面映射表,这里的UpdatePageDirs()就来处理这页面映射表了。     这里KeAcquireDispatcherDatabaseLock()的作用是通过提高中断优先级达到禁止线程调度的目的。因为下面的KiAttachProcess()即将实现用户空间的切换,在这个当口上是不能允许线程调度的。     下面就是“挂靠”的实施了。 CODE: [KeAttachProcess() > KiAttachProcess()] VOID STDCALL KiAttachProcess(PKTHREAD Thread, PKPROCESS Process,                                  KIRQL ApcLock, PRKAPC_STATE SavedApcState) {     . . . . . .        /* Increase Stack Count */     Process->StackCount++;     /* Swap the APC Environment */     KiMoveApcState(&Thread->ApcState, SavedApcState);         /* Reinitialize Apc State */     InitializeListHead(&Thread->ApcState.ApcListHead[KernelMode]);     InitializeListHead(&Thread->ApcState.ApcListHead[UserMode]);     Thread->ApcState.Process = Process;     Thread->ApcState.KernelApcInProgress = FALSE;     Thread->ApcState.KernelApcPending = FALSE;     Thread->ApcState.UserApcPending = FALSE;         /* Update Environment Pointers if needed*/     if (SavedApcState == &Thread->SavedApcState) {                 Thread->ApcStatePointer[OriginalApcEnvironment] = &Thread->SavedApcState;         Thread->ApcStatePointer[AttachedApcEnvironment] = &Thread->ApcState;         Thread->ApcStateIndex = AttachedApcEnvironment;     }         /* Swap the Processes */     KiSwapProcess(Process, SavedApcState->Process);         /* Return to old IRQL*/     KeReleaseDispatcherDatabaseLock(ApcLock);         DPRINT("KiAttachProcess Completed Sucesfully/n"); }注意代码中的Process->StackCount与进程的“堆栈”并无关系,而是指进程挂靠的嵌套深度。     前面讲过,所谓挂靠到某个进程,就是切换到那个进程的用户空间,就是把那个进程的页面映射表装入MMU,这里调用KiSwapProcess()的原因就在于此。不过在此之前还需要把当前进程的APC队列从ApcState转移到SavedApcState去,所以还调用了KiMoveApcState(),读者可以结合前一篇漫谈把这里的程序读懂。此外,这里KeReleaseDispatcherDatabaseLock()一方面是解除对线程调度的禁令,一方面是回到原来的中断优先级。与之配对的是前面KeAttachProcess()中的KeAcquireDispatcherDatabaseLock()。     我们接着看KiSwapProcess()的代码。 CODE: [KeAttachProcess() > KiAttachProcess() > KiSwapProcess()] VOID STDCALL KiSwapProcess(PKPROCESS NewProcess, PKPROCESS OldProcess) {     //PKPCR Pcr = KeGetCurrentKpcr();     /* Do they have an LDT? */     if ((NewProcess->LdtDescriptor) || (OldProcess->LdtDescriptor)) {         /* FIXME : SWitch GDT/IDT */     }     DPRINT("Switching CR3 to: %x/n", NewProcess->DirectoryTableBase.u.LowPart);     Ke386SetPageTableDirectory(NewProcess->DirectoryTableBase.u.LowPart);         /* FIXME: Set IopmOffset in TSS */ }这里Ke386SetPageTableDirectory()的作用就是切换用户空间,即装入目标进程的页面映射表,这主要是对寄存器CR3的操作。     读懂了KeAttachProcess(),自然也就懂得了KeDetachProcess()。     回到前面LdrpMapSystemDll()代码中,可以看到夹在KeAttachProcess()和KeDetachProcess()之间的操作主要是LdrGetProcedureAddress(),就可以明白这是为什么了。因为LdrGetProcedureAddress()是根据一个函数名从给定的映像中找到该函数的程序入口(当然,这必须是由目标映像导出的函数,否则也找不到)。这里要找的就是LdrInitializeThunk()以及其它几个函数的入口。要在目标映像中寻找函数入口,当然就得访问这个映像、即访问这个映像在用户空间的所在地址区间,这就涉及页面映射表的使用(而不是准备)了。于是,就需要暂时切换到目标进程的用户空间,也就是“挂靠”到目标进程。当然,完成了操作之后还得切换回来,那就是KeDetachProcess()的事了。     这里还要说一下,从程序的角度看,KeAttachProcess()以后就可以根据目标映像在用户空间的起始地址访问这个映像了,似乎很简单。但是实际的过程却并不那么简单。这个映像虽然已经在用户空间有了映射,也就是在页面映射表中有了相应的表项,但是此刻可能(应该说多半)还没有相应的物理页面,所以在第一次访问这个映像时就会发生缺页异常。然后,在内核对缺页异常的处理中,将会发现所映射的是一个磁盘文件、即映像文件中的一个逻辑页面,就为其分配一个物理页面并从磁盘文件读入这逻辑页面。从缺页异常返回以后,CPU重新执行访问用户空间的那条指令,才能获得成功。就这样,访问到哪,就缺页到哪、读入到哪,慢慢地就星罗棋布、把许多页面从磁盘读了进来。然而,也许到目标映像结束运行时还有许多页面是从未读入内存的。所谓“工作集”的概念就是这样来的,但是那已经不在本文的话题之内了。

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