漫谈兼容内核之十三:关于“进程挂靠”

上一篇漫谈在介绍APC机制时提到：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。