摘要

　　 Windows NT 3.1引入了一种名为PE文件格式的新可执行文件格式。PE文件格式的规范包含在了MSDN的CD中（Specs and Strategy, Specifications, Windows NT File Format Specifications），但是它非常之晦涩。
　　 然而这一的文档并未提供足够的信息，所以开发者们无法很好地弄懂PE格式。本文旨在解决这一问题，它会对整个的PE文件格式作一个十分彻底的解释，另外，本文中还带有对所有必需结构的描述以及示范如何使用这些信息的源码示例。
为了获得PE文件中所包含的重要信息，我编写了一个名为PEFILE.DLL的动态链接库，本文中所有出现的源码示例亦均摘自于此。这个DLL和它的源代 码都作为PEFile示例程序的一部分包含在了CD中（译注：示例程序请在MSDN中寻找，本站恕不提供），你可以在你自己的应用程序中使用这个DLL； 同样，你亦可以依你所愿地使用并构建它的源码。在本文末尾，你会找到PEFILE.DLL的函数导出列表和一个如何使用它们的说明。我觉得你会发现这些函 数会让你从容应付PE文件格式的。

介绍

Windows操作系统家族最近增加的Windows NT为开发环境和应用程序本身带来了很大的改变，这之中一个最为重大的当属PE文件格式了。新的PE文件格式主要来自于UNIX操作系统所通用的COFF 规范，同时为了保证与旧版本MS-DOS及Windows操作系统的兼容，PE文件格式也保留了MS-DOS中那熟悉的MZ头部。
　　 在本文之中，PE文件格式是以自顶而下的顺序解释的。在你从头开始研究文件内容的过程之中，本文会详细讨论PE文件的每一个组成部分。
许多单独的文件成分定义都来自于Microsoft Win32 SDK开发包中的WINNT.H文件，在这个文件中你会发现用来描述文件头部和数据目录等各种成分的结构类型定义。但是，在WINNT.H中缺少对PE文 件结构足够的定义，在这种情况下，我定义了自己的结构来存取文件数据。你会在PEFILE.DLL工程的PEFILE.H中找到这些结构的定义，整套的 PEFILE.H开发文件包含在PEFile示例程序之中。
本文配套的示例程序除了PEFILE.DLL示例代码之外，还有一个单独的Win32示例应用程序，名为EXEVIEW.EXE。创建这一示例目的有二： 首先，我需要测试PEFILE.DLL的函数，并且某些情况要求我同时查看多个文件；其次，很多解决PE文件格式的工作和直接观看数据有关。例如，要弄懂 导入地址名称表是如何构成的，我就得同时查看.idata段头部、导入映像数据目录、可选头部以及当前的.idata段实体，而EXEVIEW.EXE就 是查看这些信息的最佳示例。
　　 闲话少叙，让我们开始吧。

PE文件结构

PE文件格式被组织为一个线性的数据流，它由一个MS-DOS头部开始，接着是一个是模式的程序残余以及一个PE文件标志，这之后紧接着PE文件头和可选 头部。这些之后是所有的段头部，段头部之后跟随着所有的段实体。文件的结束处是一些其它的区域，其中是一些混杂的信息，包括重分配信息、符号表信息、行号 信息以及字串表数据。我将所有这些成分列于图1。

图1.PE文件映像结构
从MS-DOS文件头结构开始，我将按照PE文件格式各成分的出现顺序依次对其进行讨论，并且讨论的大部分是以示例代码为基础来示范如何获得文件的信息 的。所有的源码均摘自PEFILE.DLL模块的PEFILE.C文件。这些示例都利用了Windows NT最酷的特色之一——内存映射文件，这一特色允许用户使用一个简单的指针来存取文件中所包含的数据，因此所有的示例都使用了内存映射文件来存取PE文件 中的数据。
　　 注意：请查阅本文末尾关于如何使用PEFILE.DLL的那一段。

MS-DOS头部/实模式头部

如上所述，PE文件格式的第一个组成部分是MS-DOS头部。在PE文件格式中，它并非一个新概念，因为它与MS-DOS 2.0以来就已有的MS-DOS头部是完全一样的。保留这个相同结构的最主要原因是，当你尝试在Windows 3.1以下或MS-DOS 2.0以上的系统下装载一个文件的时候，操作系统能够读取这个文件并明白它是和当前系统不相兼容的。换句话说，当你在MS-DOS 6.0下运行一个Windows NT可执行文件时，你会得到这样一条消息：“This program cannot be run in DOS mode.”如果MS-DOS头部不是作为PE文件格式的第一部分的话，操作系统装载文件的时候就会失败，并提供一些完全没用的信息，例如：“The name specified is not recognized as an internal or external command, operable program or batch file.”
　　 MS-DOS头部占据了PE文件的头64个字节，描述它内容的结构如下：

//WINNT.H
typedef struct _IMAGE_DOS_HEADER { // DOS的.EXE头部
USHORT e_magic; // 魔术数字
USHORT e_cblp; // 文件最后页的字节数
USHORT e_cp; // 文件页数
USHORT e_crlc; // 重定义元素个数
USHORT e_cparhdr; // 头部尺寸，以段落为单位
USHORT e_minalloc; // 所需的最小附加段
USHORT e_maxalloc; // 所需的最大附加段
USHORT e_ss; // 初始的SS值（相对偏移量）
USHORT e_sp; // 初始的SP值
USHORT e_csum; // 校验和
USHORT e_ip; // 初始的IP值
USHORT e_cs; // 初始的CS值（相对偏移量）
USHORT e_lfarlc; // 重分配表文件地址
USHORT e_ovno; // 覆盖号
USHORT e_res[4]; // 保留字
USHORT e_oemid; // OEM标识符（相对e_oeminfo）
USHORT e_oeminfo; // OEM信息
USHORT e_res2[10]; // 保留字
LONG e_lfanew; // 新exe头部的文件地址
} IMAGE_DOS_HEADER, *PIMAGE_DOS_HEADER;

第一个域e_magic，被称为魔术数字，它被用于表示一 个MS-DOS兼容的文件类型。所有MS-DOS兼容的可执行文件都将这个值设为0x5A4D，表示ASCII字符MZ。MS-DOS头部之所以有的时候 被称为MZ头部，就是这个缘故。还有许多其它的域对于MS-DOS操作系统来说都有用，但是对于Windows NT来说，这个结构中只有一个有用的域——最后一个域e_lfnew，一个4字节的文件偏移量，PE文件头部就是由它定位的。对于Windows NT的PE文件来说，PE文件头部是紧跟在MS-DOS头部和实模式程序残余之后的。

实模式残余程序

实模式残余程序是一个在装载时能够被MS-DOS运行的实际程序。对于一个MS-DOS的可执行映像文件，应用程序就是从这里执行的。对于 Windows、OS/2、Windows NT这些操作系统来说，MS-DOS残余程序就代替了主程序的位置被放在这里。这种残余程序通常什么也不做，而只是输出一行文本，例如：“This program requires Microsoft Windows v3.1 or greater.”当然，用户可以在此放入任何的残余程序，这就意味着你可能经常看到像这样的东西：“You can''t run a Windows NT application on OS/2, it''s simply not possible.”
　　 当为Windows 3.1构建一个应用程序的时候，链接器将向你的可执行文件中链接一个名为WINSTUB.EXE的默认残余程序。你可以用一个基于MS-DOS的有效程序 取代WINSTUB，并且用STUB模块定义语句指示链接器，这样就能够取代链接器的默认行为。为Windows NT开发的应用程序可以通过使用-STUB:链接器选项来实现。

PE文件头部与标志

　　 PE文件头部是由MS-DOS头部的e_lfanew域定位的，这个域只是给出了文件的偏移量，所以要确定PE头部的实际内存映射地址，就需要添加文件的内存映射基地址。例如，以下的宏是包含在PEFILE.H源文件之中的：

//PEFILE.H
#define NTSIGNATURE(a) ((LPVOID)((BYTE *)a + \
((PIMAGE_DOS_HEADER)a)->e_lfanew))

在处理PE文件信息的时候，我发现文件之中有些位置需要经常查阅。既然这些位置仅仅是对文件的偏移量，那么用宏来实现这些定位就比较容易，因为它们较之函数有更好的表现。
请注意这个宏所获得的是PE文件标志，而并非PE文件头部的偏移量。那是由于自Windows与OS/2的可执行文件开始，.EXE文件都被赋予了目标操 作系统的标志。对于Windows NT的PE文件格式而言，这一标志在PE文件头部结构之前。在Windows和OS/2的某些版本中，这一标志是文件头的第一个字。同样，对于PE文件格 式，Windows NT使用了一个DWORD值。
以上的宏返回了文件标志的偏移量，而不管它是哪种类型的可执行文件。所以，文件头部是在DWORD标志之后，还是在WORD标志处，是由这个标志是否 Windows NT文件标志所决定的。要解决这个问题，我编写了ImageFileType函数（如下），它返回了映像文件的类型：

//PEFILE.C
DWORD WINAPI ImageFileType (LPVOID lpFile)
{
/* 首先出现的是DOS文件标志 */
if (*(USHORT *)lpFile == IMAGE_DOS_SIGNATURE)
{
/* 由DOS头部决定PE文件头部的位置 */
if (LOWORD (*(DWORD *)NTSIGNATURE (lpFile)) ==
IMAGE_OS2_SIGNATURE ||
LOWORD (*(DWORD *)NTSIGNATURE (lpFile)) ==
IMAGE_OS2_SIGNATURE_LE)
return (DWORD)LOWORD(*(DWORD *)NTSIGNATURE (lpFile));
else if (*(DWORD *)NTSIGNATURE (lpFile) ==
IMAGE_NT_SIGNATURE)
return IMAGE_NT_SIGNATURE;
else
return IMAGE_DOS_SIGNATURE;
}
else
/* 不明文件种类 */
return 0;
}

以上列出的代码立即告诉了你NTSIGNATURE宏有多么有用。对于比较不同文件类型并且返回一个适当的文件种类来说，这个宏就会使这两件事变得非常简单。WINNT.H之中定义的四种不同文件类型有：

//WINNT.H
#define IMAGE_DOS_SIGNATURE 0x5A4D // MZ
#define IMAGE_OS2_SIGNATURE 0x454E // NE
#define IMAGE_OS2_SIGNATURE_LE 0x454C // LE
#define IMAGE_NT_SIGNATURE 0x00004550 // PE00

首先，Windows的可执行文件类型没有出现在这一列表中，这一点看起来很奇怪。但是，在稍微研究一下之后，就能得到原因了：除了操作 系统版本规范的不同之外，Windows的可执行文件和OS/2的可执行文件实在没有什么区别。这两个操作系统拥有相同的可执行文件结构。
　　 现在把我们的注意力转向Windows NT PE文件格式，我们会发现只要我们得到了文件标志的位置，PE文件之后就会有4个字节相跟随。下一个宏标识了PE文件的头部：

//PEFILE.C
#define PEFHDROFFSET(a) ((LPVOID)((BYTE *)a + \
((PIMAGE_DOS_HEADER)a)->e_lfanew + \
SIZE_OF_NT_SIGNATURE))

这个宏与上一个宏的唯一不同是这个宏加入了一个常量SIZE_OF_NT_SIGNATURE。不幸的是，这个常量并未定义在WINNT.H之中，于是我将它定义在了PEFILE.H中，它是一个DWORD的大小。
　　 既然我们知道了PE文件头的位置，那么就可以检查头部的数据了。我们只需要把这个位置赋值给一个结构，如下：

PIMAGE_FILE_HEADER pfh;
pfh = (PIMAGE_FILE_HEADER)PEFHDROFFSET(lpFile);

在这个例子中，lpFile表示一个指向可执行文件内存映像基地址的指针，这就显出了内存映射文件的好处：不需要执行文件的I/O，只需使用指针pfh就能存取文件中的信息。PE文件头结构被定义为：

//WINNT.H
typedef struct _IMAGE_FILE_HEADER {
USHORT Machine;
USHORT NumberOfSections;
ULONG TimeDateStamp;
ULONG PointerToSymbolTable;
ULONG NumberOfSymbols;
USHORT SizeOfOptionalHeader;
USHORT Characteristics;
} IMAGE_FILE_HEADER, *PIMAGE_FILE_HEADER;
#define IMAGE_SIZEOF_FILE_HEADER 20

请注意这个文件头部的大小已经定义在这个包含文件之中了，这样一来，想要得到这个结构的大小就很方便了。但是我觉得对结构本身使用 sizeof运算符（译注：原文为“function”）更简单一些，因为这样的话我就不必记住这个常量的名字 IMAGE_SIZEOF_FILE_HEADER，而只需要记住结构IMAGE_FILE_HEADER的名字就可以了。另一方面，记住所有结构的名字 已经够有挑战性的了，尤其在是这些结构只有WINNT.H中才有的情况下。
PE文件中的信息基本上是一些高级信息，这些信息是被操作系统或者应用程序用来决定如何处理这个文件的。第一个域是用来表示这个可执行文件被构建的目标机 器种类，例如DEC(R) Alpha、MIPS R4000、Intel(R) x86或一些其它处理器。系统使用这一信息来在读取这个文件的其它数据之前决定如何处理它。
Characteristics域表示了文件的一些特征。比如对于一个可执行文件而言，分离调试文件是如何操作的。调试器通常使用的方法是将调试信息从 PE文件中分离，并保存到一个调试文件（.DBG）中。要这么做的话，调试器需要了解是否要在一个单独的文件中寻找调试信息，以及这个文件是否已经将调试 信息分离了。我们可以通过深入可执行文件并寻找调试信息的方法来完成这一工作。要使调试器不在文件中查找的话，就需要用到 IMAGE_FILE_DEBUG_STRIPPED这个特征，它表示文件的调试信息是否已经被分离了。这样一来，调试器可以通过快速查看PE文件的头部 的方法来决定文件中是否存在着调试信息。
　　 WINNT.H定义了若干其它表示文件头信息的标记，就和以上的例子差不多。我把研究这些标记的事情留给读者作为练习，由你们来看看它们是不是很有趣，这些标记位于WINNT.H中的IMAGE_FILE_HEADER结构之后。
PE文件头结构中另一个有用的入口是NumberOfSections域，它表示如果你要方便地提取文件信息的话，就需要了解多少个段——更明确一点来 说，有多少个段头部和多少个段实体。每一个段头部和段实体都在文件中连续地排列着，所以要决定段头部和段实体在哪里结束的话，段的数目是必需的。以下的函 数从PE文件头中提取了段的数目：

PEFILE.C
int WINAPI NumOfSections(LPVOID lpFile)
{
/* 文件头部中所表示出的段数目 */
return (int)((PIMAGE_FILE_HEADER)
PEFHDROFFSET (lpFile))->NumberOfSections);
}

如你所见，PEFHDROFFSET以及其它宏用起来非常方便。

PE可选头部

　　 PE可执行文件中接下来的224个字节组成了PE可选头部。虽然它的名字是“可选头部”，但是请确信：这个头部并非“可选”，而是“必需”的。OPTHDROFFSET宏可以获得指向可选头部的指针：

//PEFILE.H
#define OPTHDROFFSET(a) ((LPVOID)((BYTE *)a + \
((PIMAGE_DOS_HEADER)a)->e_lfanew + \
SIZE_OF_NT_SIGNATURE + \
sizeof(IMAGE_FILE_HEADER)))

可选头部包含了很多关于可执行映像的重要信息，例如初始的堆栈大小、程序入口点的位置、首选基地址、操作系统版本、段对齐的信息等等。IMAGE_OPTIONAL_HEADER结构如下：

//WINNT.H
typedef struct _IMAGE_OPTIONAL_HEADER {
//
// 标准域
//
USHORT Magic;
UCHAR MajorLinkerVersion;
UCHAR MinorLinkerVersion;
ULONG SizeOfCode;
ULONG SizeOfInitializedData;
ULONG SizeOfUninitializedData;
ULONG AddressOfEntryPoint;
ULONG BaseOfCode;
ULONG BaseOfData;
//
// NT附加域
//
ULONG ImageBase;
ULONG SectionAlignment;
ULONG FileAlignment;
USHORT MajorOperatingSystemVersion;
USHORT MinorOperatingSystemVersion;
USHORT MajorImageVersion;
USHORT MinorImageVersion;
USHORT MajorSubsystemVersion;
USHORT MinorSubsystemVersion;
ULONG Reserved1;
ULONG SizeOfImage;
ULONG SizeOfHeaders;
ULONG CheckSum;
USHORT Subsystem;
USHORT DllCharacteristics;
ULONG SizeOfStackReserve;
ULONG SizeOfStackCommit;
ULONG SizeOfHeapReserve;
ULONG SizeOfHeapCommit;
ULONG LoaderFlags;
ULONG NumberOfRvaAndSizes;
IMAGE_DATA_DIRECTORY DataDirectory[IMAGE_NUMBEROF_DIRECTORY_ENTRIES];
} IMAGE_OPTIONAL_HEADER, *PIMAGE_OPTIONAL_HEADER;

如你所见，这个结构中所列出的域实在是冗长得过分。为了不让你对所有这些域感到厌烦，我会仅仅讨论有用的——就是说，对于探究PE文件格式而言有用的。

标准域

　　 首先，请注意这个结构被划分为“标准域”和“NT附加域”。所谓标准域，就是和UNIX可执行文件的COFF格式所公共的部分。虽然标准域保留了COFF中定义的名字，但是Windows NT仍然将它们用作了不同的目的——尽管换个名字更好一些。
　　 ·Magic。我不知道这个域是干什么的，对于示例程序EXEVIEW.EXE示例程序而言，这个值是0x010B或267（译注：0x010B为.EXE，0x0107为ROM映像，这个信息我是从eXeScope上得来的）。
　　 ·MajorLinkerVersion、MinorLinkerVersion。表示链接此映像的链接器版本。随Window NT build 438配套的Windows NT SDK包含的链接器版本是2.39（十六进制为2.27）。
　　 ·SizeOfCode。可执行代码尺寸。
　　 ·SizeOfInitializedData。已初始化的数据尺寸。
　　 ·SizeOfUninitializedData。未初始化的数据尺寸。
·AddressOfEntryPoint。在标准域中，AddressOfEntryPoint域是对PE文件格式来说最为有趣的了。这个域表示应用程 序入口点的位置。并且，对于系统黑客来说，这个位置就是导入地址表（IAT）的末尾。以下的函数示范了如何从可选头部获得Windows NT可执行映像的入口点。

//PEFILE.C
LPVOID WINAPI GetModuleEntryPoint(LPVOID lpFile)
{
PIMAGE_OPTIONAL_HEADER poh;
poh = (PIMAGE_OPTIONAL_HEADER)OPTHDROFFSET(lpFile);
if (poh != NULL)
return (LPVOID)poh->AddressOfEntryPoint;
else
return NULL;
}

·BaseOfCode。已载入映像的代码（“.text”段）的相对偏移量。
　　 ·BaseOfData。已载入映像的未初始化数据（“.bss”段）的相对偏移量。

Windows NT附加域

　　 添加到Windows NT PE文件格式中的附加域为Windows NT特定的进程行为提供了装载器的支持，以下为这些域的概述。
　　 ·ImageBase。进程映像地址空间中的首选基地址。Windows NT的Microsoft Win32 SDK链接器将这个值默认设为0x00400000，但是你可以使用-BASE:linker开关改变这个值。
　　 ·SectionAlignment。从ImageBase开始，每个段都被相继的装入进程的地址空间中。SectionAlignment则规定了装载时段能够占据的最小空间数量——就是说，段是关于SectionAlignment对齐的。
　　 Windows NT虚拟内存管理器规定，段对齐不能少于页尺寸（当前的x86平台是4096字节），并且必须是成倍的页尺寸。4096字节是x86链接器的默认值，但是它可以通过-ALIGN: linker开关来设置。
·FileAlignment。映像文件首先装载的最小的信息块间隔。例如，链接器将一个段实体（段的原始数据）加零扩展为文件中最接近的 FileAlignment边界。早先提及的2.39版链接器将映像文件以0x200字节的边界对齐，这个值可以被强制改为512到65535这么多。
　　 ·MajorOperatingSystemVersion。表示Windows NT操作系统的主版本号；通常对Windows NT 1.0而言，这个值被设为1。
　　 ·MinorOperatingSystemVersion。表示Windows NT操作系统的次版本号；通常对Windows NT 1.0而言，这个值被设为0。
　　 ·MajorImageVersion。用来表示应用程序的主版本号；对于Microsoft Excel 4.0而言，这个值是4。
　　 ·MinorImageVersion。用来表示应用程序的次版本号；对于Microsoft Excel 4.0而言，这个值是0。
　　 ·MajorSubsystemVersion。表示Windows NT Win32子系统的主版本号；通常对于Windows NT 3.10而言，这个值被设为3。
　　 ·MinorSubsystemVersion。表示Windows NT Win32子系统的次版本号；通常对于Windows NT 3.10而言，这个值被设为10。
　　 ·Reserved1。未知目的，通常不被系统使用，并被链接器设为0。
·SizeOfImage。表示载入的可执行映像的地址空间中要保留的地址空间大小，这个数字很大程度上受SectionAlignment的影响。例 如，考虑一个拥有固定页尺寸4096字节的系统，如果你有一个11个段的可执行文件，它的每个段都少于4096字节，并且关于65536字节边界对齐，那 么SizeOfImage域将会被设为11 * 65536 = 720896（176页）。而如果一个相同的文件关于4096字节对齐的话，那么SizeOfImage域的结果将是11 * 4096 = 45056（11页）。这只是个简单的例子，它说明每个段需要少于一个页面的内存。在现实中，链接器通过个别地计算每个段的方法来决定 SizeOfImage确切的值。它首先决定每个段需要多少字节，并且最后将页面总数向上取整至最接近的SectionAlignment边界，然后总数 就是每个段个别需求之和了。
　　 ·SizeOfHeaders。这个域表示文件中有多少空间用来保存所有的文件头部，包括MS-DOS头部、PE文件头部、PE可选头部以及PE段头部。文件中所有的段实体就开始于这个位置。
　　 ·CheckSum。校验和是用来在装载时验证可执行文件的，它是由链接器设置并检验的。由于创建这些校验和的算法是私有信息，所以在此不进行讨论。
　　 ·Subsystem。用于标识该可执行文件目标子系统的域。每个可能的子系统取值列于WINNT.H的IMAGE_OPTIONAL_HEADER结构之后。
　　 ·DllCharacteristics。用来表示一个DLL映像是否为进程和线程的初始化及终止包含入口点的标记。
·SizeOfStackReserve、SizeOfStackCommit、SizeOfHeapReserve、 SizeOfHeapCommit。这些域控制要保留的地址空间数量，并且负责栈和默认堆的申请。在默认情况下，栈和堆都拥有1个页面的申请值以及16个 页面的保留值。这些值可以使用链接器开关-STACKSIZE:与-HEAPSIZE:来设置。
　　 ·LoaderFlags。告知装载器是否在装载时中止和调试，或者默认地正常运行。
　　 ·NumberOfRvaAndSizes。这个域标识了接下来的DataDirectory数组。请注意它被用来标识这个数组，而不是数组中的各个入口数字，这一点非常重要。
　　 ·DataDirectory。数据目录表示文件中其它可执行信息重要组成部分的位置。它事实上就是一个IMAGE_DATA_DIRECTORY结构的数组，位于可选头部结构的末尾。当前的PE文件格式定义了16种可能的数据目录，这之中的11种现在在使用中。

数据目录

WINNT.H之中所定义的数据目录为：

//WINNT.H
// 目录入口
// 导出目录
#define IMAGE_DIRECTORY_ENTRY_EXPORT 0
// 导入目录
#define IMAGE_DIRECTORY_ENTRY_IMPORT 1
// 资源目录
#define IMAGE_DIRECTORY_ENTRY_RESOURCE 2
// 异常目录
#define IMAGE_DIRECTORY_ENTRY_EXCEPTION 3
// 安全目录
#define IMAGE_DIRECTORY_ENTRY_SECURITY 4
// 重定位基本表
#define IMAGE_DIRECTORY_ENTRY_BASERELOC 5
// 调试目录
#define IMAGE_DIRECTORY_ENTRY_DEBUG 6
// 描述字串
#define IMAGE_DIRECTORY_ENTRY_COPYRIGHT 7
// 机器值（MIPS GP）
#define IMAGE_DIRECTORY_ENTRY_GLOBALPTR 8
// TLS目录
#define IMAGE_DIRECTORY_ENTRY_TLS 9
// 载入配置目录
#define IMAGE_DIRECTORY_ENTRY_LOAD_CONFIG 10

基本上，每个数据目录都是一个被定义为IMAGE_DATA_DIRECTORY的结构。虽然数据目录入口本身是相同的，但是每个特定的目录种类却是完全唯一的。每个数据目录的定义在本文的以后部分被描述为“预定义段”。

//WINNT.H
typedef struct _IMAGE_DATA_DIRECTORY {
ULONG VirtualAddress;
ULONG Size;
} IMAGE_DATA_DIRECTORY, *PIMAGE_DATA_DIRECTORY;

每个数据目录入口指定了该目录的尺寸和相对虚拟地址。如果你要定义一个特定的目录的话，就需要从可选头部中的数据目录数组中决定相对的地址， 然后使用虚拟地址来决定该目录位于哪个段中。一旦你决定了哪个段包含了该目录，该段的段头部就会被用于查找数据目录的精确文件偏移量位置。
　　 所以要获得一个数据目录的话，那么首先你需要了解段的概念。我在下面会对其进行描述，这个讨论之后还有一个有关如何定位数据目录的示例。

PE文件段

PE文件规范由目前为止定义的那些头部以及一个名为“段”的一般对象组成。段包含了文件的内容，包括代码、数据、资源以及其它可执行信息，每个段都有一个 头部和一个实体（原始数据）。我将在下面描述段头部的有关信息，但是段实体则缺少一个严格的文件结构。因此，它们几乎可以被链接器按任何的方法组织，只要 它的头部填充了足够能够解释数据的信息。

段头部

　　 PE文件格式中，所有的段头部位于可选头部之后。每个段头部为40个字节长，并且没有任何的填充信息。段头部被定义为以下的结构：

//WINNT.H
#define IMAGE_SIZEOF_SHORT_NAME 8
typedef struct _IMAGE_SECTION_HEADER {
UCHAR Name[IMAGE_SIZEOF_SHORT_NAME];
union {
ULONG PhysicalAddress;
ULONG VirtualSize;
} Misc;
ULONG VirtualAddress;
ULONG SizeOfRawData;
ULONG PointerToRawData;
ULONG PointerToRelocations;
ULONG PointerToLinenumbers;
USHORT NumberOfRelocations;
USHORT NumberOfLinenumbers;
ULONG Characteristics;
} IMAGE_SECTION_HEADER, *PIMAGE_SECTION_HEADER;

你如何才能获得一个特定段的段头部信息？既然段头部是被连续的组织起来的，而且没有一个特定的顺序，那么段头部必须由名称来定位。以下的函数示范了如何从一个给定了段名称的PE映像文件中获得一个段头部：

//PEFILE.C
BOOL WINAPI GetSectionHdrByName(LPVOID lpFile, IMAGE_SECTION_HEADER *sh, char *szSection)
{
PIMAGE_SECTION_HEADER psh;
int nSections = NumOfSections (lpFile);
int i;
if ((psh = (PIMAGE_SECTION_HEADER)SECHDROFFSET(lpFile))
!= NULL)
{
/* 由名称查找段 */
for (i = 0; i < nSections; i++)
{
if (!strcmp(psh->Name, szSection))
{
/* 向头部复制数据 */
CopyMemory((LPVOID)sh, (LPVOID)psh,
sizeof(IMAGE_SECTION_HEADER));
return TRUE;
}
else
psh++;
}
}
return FALSE;
}

这个函数通过SECHDROFFSET宏将第一个段头部定位，然后它开始在所有段中循环，并将要寻找的段名称和每个段的名称相比较，直到找 到了正确的那一个为止。当找到了段的时候，函数将内存映像文件的数据复制到传入函数的结构中，然后IMAGE_SECTION_HEADER结构的各域就 能够被直接存取了。

段头部的域

　　 ·Name。每个段都有一个8字符长的名称域，并且第一个字符必须是一个句点。
　　 ·PhysicalAddress或VirtualSize。第二个域是一个union域，现在已不使用了。
·VirtualAddress。这个域标识了进程地址空间中要装载这个段的虚拟地址。实际的地址由将这个域的值加上可选头部结构中的ImageBase 虚拟地址得到。切记，如果这个映像文件是一个DLL，那么这个DLL就不一定会装载到ImageBase要求的位置。所以一旦这个文件被装载进入了一个进 程，实际的ImageBase值应该通过使用GetModuleHandle来检验。
·SizeOfRawData。这个域表示了相对FileAlignment的段实体尺寸。文件中实际的段实体尺寸将少于或等于 FileAlignment的整倍数。一旦映像被装载进入了一个进程的地址空间，段实体的尺寸将会变得少于或等于FileAlignment的整倍数。
　　 ·PointerToRawData。这是一个文件中段实体位置的偏移量。
　　 ·PointerToRelocations、PointerToLinenumbers、NumberOfRelocations、NumberOfLinenumbers。这些域在PE格式中不使用。
　　 ·Characteristics。定义了段的特征。这些值可以在WINNT.H及本光盘（译注：MSDN的光盘）的PE格式规范中找到。

值         定义
0x00000020 代码段
0x00000040 已初始化数据段
0x00000080 未初始化数据段
0x04000000 该段数据不能被缓存
0x08000000 该段不能被分页
0x10000000 共享段
0x20000000 可执行段
0x40000000 可读段
0x80000000 可写段

定位数据目录

　　 数据目录存在于它们相应的数据段中。典型地来说，数据目录是段实体中的第一个结构，但不是必需的。由于这个缘故，如果你需要定位一个指定的数据目录的话，就需要从段头部和可选头部中获得信息。
　　 为了让这个过程简单一点，我编写了以下的函数来定位任何一个在WINNT.H之中定义的数据目录。

// PEFILE.C
LPVOID WINAPI ImageDirectoryOffset(LPVOID lpFile,
DWORD dwIMAGE_DIRECTORY)
{
PIMAGE_OPTIONAL_HEADER poh;
PIMAGE_SECTION_HEADER psh;
int nSections = NumOfSections(lpFile);
int i = 0;
LPVOID VAImageDir;
/* 必须为0到(NumberOfRvaAndSizes-1)之间 */
if (dwIMAGE_DIRECTORY >= poh->NumberOfRvaAndSizes)
return NULL;
/* 获得可选头部和段头部的偏移量 */
poh = (PIMAGE_OPTIONAL_HEADER)OPTHDROFFSET(lpFile);
psh = (PIMAGE_SECTION_HEADER)SECHDROFFSET(lpFile);
/* 定位映像目录的相对虚拟地址 */
VAImageDir = (LPVOID)poh->DataDirectory
[dwIMAGE_DIRECTORY].VirtualAddress;
/* 定位包含映像目录的段 */
while (i++ < nSections)
{
if (psh->VirtualAddress <= (DWORD)VAImageDir &&
psh->VirtualAddress +
psh->SizeOfRawData > (DWORD)VAImageDir)
break;
psh++;
}
if (i > nSections)
return NULL;
/* 返回映像导入目录的偏移量 */
return (LPVOID)(((int)lpFile +
(int)VAImageDir. psh->VirtualAddress) +
(int)psh->PointerToRawData);
}

该函数首先确认被请求的数据目录入口数字，然后它分别获取指向可选头部和第一个段头部的两个指针。它从可选头部决定数据目录的虚拟地址， 然后它使用这个值来决定数据目录定位在哪个段实体之中。如果适当的段实体已经被标识了，那么数据目录特定的位置就可以通过将它的相对虚拟地址转换为文件中 地址的方法来找到。

在STL中为了提供通用的操作而又不损失效率，我们用到了一种特殊的技巧，叫traits编程技巧。具体的来说，traits就是 通过定义一些结构体或类，并利用模板类特化和偏特化的能力，给类型赋予一些特性，这些特性根据类型的不同而异。在程序设计中可以使用这些traits来判 断一个类型的一些特性，引发C++的函数重载机制，实现同一种操作因类型不同而异的效果。traits的编程技巧极度弥补了C++语言的不足 。

举例：

现在定义一个__type_traits可以获得类型的如下属性：
1. 是否存在non-trivial default constructor
2. 是否存在non-trivial copy constructor
3. 是否存在non-trivial assignment operator
4. 是否存在non-trivial destructor

struct __true_type {
};
struct __false_type {
};

template <class _Tp>
struct __type_traits {

   typedef __false_type    has_trivial_default_constructor;
   typedef __false_type    has_trivial_copy_constructor;
   typedef __false_type    has_trivial_assignment_operator;
   typedef __false_type    has_trivial_destructor;
};

问题：为什么把对象的所有的属性都定义为__false_type？
这样是采用最保守的做法，先把所有的对象属性都设置为__false_type，然后在针对每个基本数据类型设计特化的__type_traits，就可以达到预期的目的，如可以定义__type_traits<int>如下：

template <>
struct __type_traits<int> {
   typedef __true_type    has_trivial_default_constructor;
   typedef __true_type    has_trivial_copy_constructor;
   typedef __true_type    has_trivial_assignment_operator;
   typedef __true_type    has_trivial_destructor;
};

template <>
struct __type_traits<char> {
   typedef __true_type    has_trivial_default_constructor;
   typedef __true_type    has_trivial_copy_constructor;
   typedef __true_type    has_trivial_assignment_operator;
   typedef __true_type    has_trivial_destructor;
};

    ......

    ......

其他基本类型的traits也可以有相应的定义

__type_traits的偏特化版本
template <class _Tp>
struct __type_traits<_Tp*> {
   typedef __true_type    has_trivial_default_constructor;
   typedef __true_type    has_trivial_copy_constructor;
   typedef __true_type    has_trivial_assignment_operator;
   typedef __true_type    has_trivial_destructor;
   typedef __true_type    is_POD_type;
};

我们可以自定义__type_traits的特化版本
比如对与自定义的Shape类型，我们可以这样定义__type_traits<Shape>
struct __type_traits<Shape> {
   typedef __false_type    has_trivial_default_constructor;
   typedef __true_type    has_trivial_copy_constructor;
   typedef __true_type    has_trivial_assignment_operator;
   typedef __true_type    has_trivial_destructor;
   typedef __true_type    is_POD_type;
};

如果编译器够厉害，我们甚至可以不用自己去定义特化的__type_traits，编译器就能够帮我们搞定：）

如何使用呢？

假设现在用个模板函数fun需要根据类型T是否有non-trivial constructor来进行不同的操作，可以这样来实现：

template<class T>
void fun()
{
     typedef typename __type_traits<T>::has_trivial_constructor _Trivial_constructor;
    __fun(_Trivial_constructor()); // 根据得到的_Trivial_constructor来调用相应的函数
}

// 两个重载的函数
void _fun(_true_type)
{
cout<<"fun(_true_type)called"<<endl;
}
void _fun(_false_type)
{
cout<<"fun(_false_type) called"<<endl;
}

//测试代码

int main()
{
fun<char>();
fun<int>();
fun<char *>();
fun<double>();
}

     摘要: 第一章 从C转向C++ 对每个人来说，习惯C++需要一些时间，对于已经熟悉C的程序员来说，这个过程尤其令人苦恼。因为C是C++的子集，所有的C的技术都可以继续使用，但很多用起来又不太合适。例如，C++程序员会认为指针的指针看起来很古怪，他们会问：为什么不用指针的引用来代替呢？C 是一种简单的语言。它真正提供的只有有宏、指针、结构、数组和函数。不管什么问题，C都靠宏、指针、结构、数组和函数来解决...  阅读全文

"placement new"? 它 到底是什么东东呀？我也是最近几天才听说，看来对于C++我还差很远呀！placement new 是重载operator new的一个标准、全局的版本，它不能被自定义的版本代替（不像普通的operator new和operator delete能够被替换成用户自定义的版本）。

它的原型如下：
void *operator new( size_t, void *p ) throw()  { return p; }

首先我们区分下几个容易混淆的关键词：new、operator new、placement new
new和delete操作符我们应该都用过，它们是对堆中的内存进行申请和释放，而这两个都是不能被重载的。要实现不同的内存分配行为，需要重载operator new，而不是new和delete。

看如下代码：
class MyClass {…};
MyClass * p=new MyClass;

这里的new实际上是执行如下3个过程：

1. 调用operator new分配内存 ；2. 调用构造函数生成类对象；3. 返回相应指针。

operator new就像operator+一样，是可以重载的，但是不能在全局对原型为void operator new(size_t size)这个原型进行重载，一般只能在类中进行重载。如果类中没有重载operator new，那么调用的就是全局的::operator new来完成堆的分配。同理，operator new[]、operator delete、operator delete[]也是可以重载的，一般你重载的其中一个，那么最后把其余的三个都重载一遍。

至于placement new才是本文的重点。其实它也只是operator new的一个重载的版本，只是我们很少用到它。如果你想在已经分配的内存中创建一个对象，使用new时行不通的。也就是说placement new允许你在一个已经分配好的内存中（栈或者堆中）构造一个新的对象。原型中void*p实际上就是指向一个已经分配好的内存缓冲区的的首地址。

我们知道使用new操作符分配内存需要在堆中查找足够大的剩余空间，这个操作速度是很慢的，而且有可能出现无法分配内存的异常（空间不够）。 placement new就可以解决这个问题。我们构造对象都是在一个预先准备好了的内存缓冲区中进行，不需要查找内存，内存分配的时间是常数；而且不会出现在程序运行中途 出现内存不足的异常。所以，placement new非常适合那些对时间要求比较高，长时间运行不希望被打断的应用程序。

使用方法如下：
1. 缓冲区提前分配
可以使用堆的空间，也可以使用栈的空间，所以分配方式有如下两种：
class MyClass {…};
char *buf=new char[N*sizeof(MyClass)+sizeof(int)];或者char buf[N*sizeof(MyClass)+sizeof(int)];

2. 对象的构造
MyClass * pClass=new(buf) MyClass;

3. 对象的销毁
一旦这个对象使用完毕，你必须显式的调用类的析构函数进行销毁对象。但此时内存空间不会被释放，以便其他的对象的构造。
pClass->~MyClass();

4. 内存的释放
如果缓冲区在堆中，那么调用delete[] buf;进行内存的释放；如果在栈中，那么在其作用域内有效，跳出作用域，内存自动释放。

注意：

• 在C++标准中，对于placement operator new []有如下的说明： placement operator new[] needs implementation-defined amount of additional storage to save a size of array. 所以我们必须申请比原始对象大小多出sizeof(int)个字节来存放对象的个数，或者说数组的大小。
• 使用方法第二步中的new才是placement new，其实是没有申请内存的，只是调用了构造函数，返回一个指向已经分配好的内存的一个指针，所以对象销毁的时候不需要调用delete释放空间，但必须调用析构函数销毁对象。

placement new 是重载operator new 的一个标准、全局的版本，它不能够被自定义的版本代替（不像普通版本的operator new 和 operator delete能够被替换）。

void *operator new( size_t, void *p ) throw()     { return p; }

placement new的执行忽略了size_t参数，只返还第二个参数。其结果是允许用户把一个对象放到一个特定的地方，达到调用构造函数的效果。

和其他普通的new不同的是，它在括号里多了另外一个参数。比如：
Widget * p = new Widget; - - - - - - - - - //ordinary new 
pi = new (ptr) int; pi = new (ptr) int;     //placement new

括 号里的参数ptr是一个指针，它指向一个内存缓冲器，placement new将在这个缓冲器上分配一个对象。Placement new的返回值是这 个被构造对象的地址(比如括号中的传递参数)。placement new主要适用于：在对时间要求非常高的应用程序中，因为这些程序分配的时间是确定 的；长时间运行而不被打断的程序；以及执行一个垃圾收集器 (garbage collector)。
    new 、operator new 和 placement new 区别
new ：不能被重载，其行为总是一致的。它先调用operator new分配内存，然后调用构造函数初始化那段内存。

operator new：要实现不同的内存分配行为，应该重载operator new，而不是new。

delete和operator delete类似。

placement new：只是operator new重载的一个版本。它并不分配内存，只是返回指向已经分配好的某段内存的一个指针。因此不能删除它，但需要调用对象的析构函数。
    new 操作符的执行过程
1. 调用operator new分配内存 ；
2. 调用构造函数生成类对象；
3. 返回相应指针。

operator new 就像operator+一样，是可以重载的。如果类中没有重载operator new，那么调用的就是全局的::operator new来完成堆的分 配。同理，operator new[]、operator delete、operator delete[]也是可以重载的，其实 operator new也是operator new的一个重载的版本，只是很少用而已。如果你想在已经分配的内存中创建一个对象，使用new时行不通 的。也就是说placement new允许你在一个已经分配好的内存中（栈或者堆中）构造一个新的对象。原型中void*p实际上就是指向一个已经分配 好的内存缓冲区的的首地址。
    Placement new 存在的理由
1.用Placement new 解决buffer的问题

问 题描述：用new分配的数组缓冲时，由于调用了默认构造函数，因此执行效率上不佳。若没有默认构造函数则会发生编译时错误。如果你想在预分配的内存上创建 对象，用缺省的new操作符是行不通的。要解决这个问题，你可以用placement new构造。它允许你构造一个新对象到预分配的内存上。

2.增大时空效率的问题
 
使用new操作符分配内存需要在堆中查找足够大的剩余空间，显然这个操作速度是很慢的，而且有可能出现无法分配内存的异常（空间不够）。 
placement new 就可以解决这个问题。我们构造对象都是在一个预先准备好了的内存缓冲区中进行，不需要查找内存，内存分配的时间是常数；而且不会出现在程序运行中途出现内 存不足的异常。所以，placement new非常适合那些对时间要求比较高，长时间运行不希望被打断的应用程序。
    使用步骤
在很多情况下，placement new的使用方法和其他普通的new有所不同。这里提供了它的使用步骤。

第一步  缓存提前分配
有三种方式：
1.为了保证通过placement new使用的缓存区的memory alignmen(内存队列)正确准备，使用普通的new来分配它：在堆上进行分配

class Task ;

char * buff = new [sizeof(Task)]; //分配内存

(请注意auto或者static内存并非都正确地为每一个对象类型排列，所以，你将不能以placement new使用它们。)

2.在栈上进行分配

class Task ;
char buf[N*sizeof(Task)]; //分配内存

3.还有一种方式，就是直接通过地址来使用。(必须是有意义的地址)

void* buf = reinterpret_cast<void*> (0xF00F);

第二步：对象的分配

在刚才已分配的缓存区调用placement new来构造一个对象。

Task *ptask = new (buf) Task
第三步：使用
按照普通方式使用分配的对象：

ptask->memberfunction();

ptask-> member;

//...

第四步：对象的析构

一旦你使用完这个对象，你必须调用它的析构函数来毁灭它。按照下面的方式调用析构函数：

ptask->~Task(); //调用外在的析构函数

第五步：释放

你可以反复利用缓存并给它分配一个新的对象（重复步骤2，3，4）如果你不打算再次使用这个缓存，你可以象这样释放它：

delete [] buf;

跳过任何步骤就可能导致运行时间的崩溃，内存泄露，以及其它的意想不到的情况。如果你确实需要使用placement new，请认真遵循以上的步骤。