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。

你可能感兴趣的:(thread,数据结构,object,null,attributes,linux内核)