我试图了解操作系统如何在使用Paging的系统中捕获所有非法内存访问。 （32位，x86，启用分页）。
更具体地说，假设我有一个只有1页大小的小应用程序。考虑到MS OS占用了虚拟内存地址空间的上半部分＆＃39;而我的小EXE只占VMAS下半部分的4k，那么：
1）操作系统如何意识到存在非法内存引用/访问＆＃39;当我的代码试图写入我自己的Exe的4k以外的内存位置时继续？ （显然，该指针不是从＆＃malloc＆＃39;或类似的电话中获得的。）
2）如何为这个微小的Exe管理页表？操作系统是否必须使用＆＃39;非现在＆＃39;来定义所有1 M页面条目（-1页面条目）。属性集和＆＃39;系统＆＃39;拥有？ （当创建＆＃39;进程＆＃39;时）。
任何建议或意见都很好。
修改 只是为了说清楚，答案（编译形式所有慷慨的贡献）是：
为了捕获 未分配 内存的非法引用，应标记 应用 的VMAS作为 用户＆amp;不存在 和VMAS的 休息 应标记为 内核＆amp;不存在的的。 （当然， 已分配 内存具有 用户 属性。请注意 用户和放大器;不存在 是在首次运行之前创建的流程！之后，它会更改为 用户和现在 ）。
这样 硬件 监视器将捕获应用程序边界之外的任何访问权限！ 页面错误处理程序将 假设 非法访问，因为不允许 用户 代码访问（读/写） ） 内核 页。
[VMAS =虚拟内存地址空间]
答案 0 :(得分：2)
1）当我的代码试图写入我自己的Exe 4k以外的内存位置时，操作系统如何意识到存在“非法内存引用/访问”？ （显然，该指针不是从'malloc'或类似的调用中获得的。）
必须发生一系列事件。处理器将（a）正在访问的逻辑页面作为输入; （b）进入的类型; （c）确定访问是否有效的处理器模式。
如果硬件触发访问冲突异常，它会切换到内核模式并调用操作系统的访问冲突处理程序。
2）如何为这个微小的Exe管理页表？操作系统是否必须使用“非现有”属性集和“系统”所有权来定义所有1 M页面条目（-1页面条目）？ （当创建'过程'时）。
操作系统提供系统服务，用于将内存映射到进程地址空间。通常，程序加载程序读取EXE文件中的指令并调用页面映射系统服务以设置应用程序的初始状态。
发生这种情况取决于操作系统。在太监之地，一个过程是其父母的克隆。程序的运行发生在exec___系统调用中。某些操作系统具有后台命令处理器，允许在单个进程中按顺序运行多个应用程序。
从那里，应用程序来管理映射到其地址空间的页面。这是通过调用系统服务来完成的。例如，“malloc”调用将导致应用程序使用系统服务来映射页面。
应用程序的初始状态可能存在无效用户地址漏洞。实际上，有效地址的范围在逻辑地址空间内可能不是连续的。
答案 1 :(得分：1)
每个页面都包含以下属性： Present 和 Read / Write 。
访问不存在的页面或编写只读页面会生成称为页面错误的特权事件。此事件采用CPU执行操作系统设置的特定例程的形式。
因此，OS会被告知事件和所做的尝试。
用于实现分页的结构是分层的：页面分组为目录，目录分组为更高目录。通常有四个级别 与在文件系统中一样，只需要创建到达特定页面所需的目录。
明确的信息来源是Intel manuals，特别是第三卷。
这个答案故意使用简化的单词。
答案 2 :(得分：0)
当我的代码试图写入我自己的Exe 4k以外的内存位置时，OS如何意识到存在'非法内存引用/访问'？ （显然，该指针不是从'malloc'或类似的调用中获得的。）
引发页面错误并执行页面错误处理程序。在无效的内存访问的情况下，它终止程序。在访问交换内存的情况下，它会再次将磁盘中的内存内容恢复到主内存中，然后让程序继续运行。
如何为那个微小的Exe管理页表？操作系统是否必须使用“非现有”属性集和“系统”所有权来定义所有1 M页面条目（-1页面条目）？ （当创建'过程'时）。
在x86上，有两级页面结构：页面目录和页面表。假设您的程序适合单个页面，操作系统将初始化一个页面目录，该目录只包含一个指向页面表的有效条目，并且只有一个指向包含所需内存的页面的有效条目。