windows核心分析索引目錄:
無處不在的頁異常
1. 無效pte的情況
之前我們在保護模式中分析了pte的情況,但是其是有效的,如果無效則其資料結構是不同的。
如果要區分是否有效,關鍵是看pte中的p位,如果p位為1,則為有效,否則就為無效,無效分各種情況。
1)磁碟中存在許多個 pagefile.sys檔案,該檔案就是所謂的虛擬記憶體,當記憶體不足時其會存放在pagefile.sys檔案中,並且將pte修改為(a),原來的物理頁被別處使用,
當訪問pte時,遇到這種情況,其會從[1-4]位中找到其所在的pagefile.sys位置,然後將其對映到磁碟上。
2)當程序需要乙個零頁面,其可以直接訪問(b)這種pte格式的記憶體,作業系統發現就會通過缺頁異常為其分配乙個零頁面的,這很方面。
3)當該頁面正在轉移到磁碟上,或從磁碟轉移到記憶體中,就會是(c)這樣子,這個很好理解。
4)最後一種就是未知原因,如果遇到這種情況,就需要檢查vad樹,看看該頁是否在當前的程序中,再做下一步處理,如果能查詢,則分配記憶體,如果不存在,則會報c000005錯誤。
注意:只有在三環才存在這種錯誤,因為在零環是沒有vad樹的,這個很容易理解。
2. __mmpte
__mmpte是乙個聯合體,如下存在幾種pte種類,其有效和各種無效的。
kd> dt _mmpte -r1
nt!_mmpte
+0x000 u : __unnamed
+0x000 long : uint4b
+0x000 hard : _mmpte_hardware
+0x000 flush : _hardware_pte // 正常使用的pte
+0x000 proto : _mmpte_prototype // 原型pte
+0x000 soft : _mmpte_software
+0x000 trans : _mmpte_transition
+0x000 subsect : _mmpte_subsection
+0x000 list : _mmpte_list
1)原型pte的用法
當程序第一次引用乙個已被對映的記憶體區物件的檢視中的頁面中,記憶體管理器利用原型pte中的資訊來填充頁表中實際的pte。
原型pte常用在共享記憶體中,比如對映檔案,共享節區等,所謂原型pte,其本質就是「狀態的描述」,其會幫助修正物理指向。
其原型pte如上圖所示,程序a b共享乙個物理頁面,但該頁面換入虛擬記憶體中,此時程序ab共同指向記憶體段物件的原型pte:
① 當a第一次訪問時,其觸發頁異常錯誤,將頁面載入到記憶體並且a的pte從段物件轉而指向該物理頁p2,並且將段物件中的原型pte也指向p2;
② 此時b也訪問頁面p2,其指向原型pte,當觸發頁異常時,頁異常處理程式發現存在原型pte,其會自動去解析原型pte,發現其指向p2,此時其會將b程序的pte直接指向p2。
如果你理解了這種,你會發現原型pte就是所謂的「記錄狀態」,其為啥在共享中常用呢?因為其多個pte共同指向原型pte,這樣可以提高效率。
如果不用原型pte,則a程序修復完之後還要去b、c、···d共同將頁面置換(注意,不同程序存在自己的頁目錄表基址,即存在自己獨立的pte),而共同指向乙個原型pte,其儲存在mmpfndatabase中。
如下圖,其指向原型pte的指標,其中「原型位」這個概念你一定要明確,現在再來看很好理解了。
2)寫拷貝原理
pte各種屬性為中並沒有寫拷貝的概念,可寫拷貝的頁面,其pte中的w位為0,此時如果強寫會觸發0e號頁異常;
此時其會去從vad中檢視該頁的屬性,發現其是寫拷貝屬性,則重新複製乙份,之後修改其pte,這樣就實現了寫拷貝了。
3.mdl記憶體對映
1)記憶體中存在兩種對映:
① mmiospace,其傳入實體地址,其返回乙個虛擬位址;
② mdl,其傳入乙個虛擬位址,其再幫你對映乙份。
使用mdl就會乙個實體地址存在兩個虛擬位址,如果乙個虛擬位址修改了,就直接更改實體地址了。
2)mdl用法:
① ioallocatemdl 建立乙個mdl,寫入對映的位址和大小,其mdl是乙個連續的鍊錶資料結構;
② mmproandlockpages nochange置為1,防止需要對映的記憶體置換出,否則發生頁面置換,對映時為空則會出現藍屏;
③ mmmaplockedpages 將mdl在記憶體中再對映乙份,在這裡就實現對映,其返回乙個記憶體位址,我們就可以直接對該記憶體位址進行讀寫;
④ mmunmaplockedpages 解除對映,此時就原來的虛擬位址對應實體地址;
⑤ iofreemdl 將該mdl從mdl鍊錶中釋放出去。
其中注意在第③步時才會發生對映,即乙個實體地址存在兩份虛擬位址,mdl只是乙個相關資料結構,驅動中可以常見,我們之後會來分析有關資料結構。
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