linux內(nèi)核copy_{to, from}_user()的思考

一、什么是copy_{to,from}_user()

它是kernel space和user space溝通的橋梁。所有的數(shù)據(jù)交互都應(yīng)該使用類似這種接口。但是他的作用究竟是什么呢？我們對下提出疑問：

• 為什么需要copy_{to,from}_user()，它究竟在背后為我們做了什么？
• copy_{to,from}_user()和memcpy()的區(qū)別是什么，直接使用memcpy()可以嗎？
• memcpy()替代copy_{to,from}_user()是不是一定會有問題？
  

溫馨提示：文章代碼分析基于Linux-4.18.0，部分架構(gòu)相關(guān)代碼以ARM64為代表。

1、copy_{to,from}_user()對比memcpy()

• copy_{to,from}_user()比memcpy()多了傳入地址合法性校驗(yàn)。例如是否屬于用戶空間地址范圍。理論上說，內(nèi)核空間可以直接使用用戶空間傳過來的指針，即使要做數(shù)據(jù)拷貝的動作，也可以直接使用memcpy()，事實(shí)上在沒有MMU的體系架構(gòu)上，copy_{to,from}_user()最終的實(shí)現(xiàn)就是利用了mencpy()。但是對于大多數(shù)有MMU的平臺，情況就有了些變化：用戶空間傳過來的指針是在虛擬地址空間上的，它所指向的虛擬地址空間很可能還沒有真正映射到實(shí)際的物理頁面上。但是這又能怎樣呢？缺頁導(dǎo)致的異常會很透明地被內(nèi)核予以修復(fù)（為缺頁的地址空間提交新的物理頁面），訪問到缺頁的指令會繼續(xù)運(yùn)行仿佛什么都沒有發(fā)生一樣。但這只是用戶空間缺頁異常的行為，在內(nèi)核空間這種缺頁異常必須被顯式地修復(fù)，這是由內(nèi)核提供的缺頁異常處理函數(shù)的設(shè)計(jì)模式?jīng)Q定的。其背后的思想是：在內(nèi)核態(tài)，如果程序試圖訪問一個(gè)尚未被提交物理頁面的用戶空間地址，內(nèi)核必須對此保持警惕而不能像用戶空間那樣毫無察覺。
• 如果我們確保用戶態(tài)傳遞的指針的正確性，我們完全可以用memcpy()函數(shù)替代copy_{to,from}_user()。經(jīng)過一些試驗(yàn)測試，發(fā)現(xiàn)使用memcpy()，程序的運(yùn)行上并沒有問題。因此在確保用戶態(tài)指針安全的情況下，二者可以替換。
  

 從各家博客上，觀點(diǎn)主要集中在第一點(diǎn)?？雌饋淼谝稽c(diǎn)受到大家的廣泛認(rèn)可。但是，注重實(shí)踐的人又得出了第二種觀點(diǎn)，畢竟是實(shí)踐出真知。真理究竟是是掌握在少數(shù)人手里呢？還是群眾的眼睛是雪亮的呢？當(dāng)然，我不否定以上任何一種觀點(diǎn)。也不能向你保證哪種觀點(diǎn)正確。因?yàn)?，我相信即使是曾?jīng)無懈可擊的理論，隨著時(shí)間的推移或者特定情況的改變理論也可能不再正確。比如，牛頓的經(jīng)典力學(xué)理論（好像扯得有點(diǎn)遠(yuǎn)）。如果要我說人話，就是：隨著時(shí)間的推移，Linux的代碼在不斷的變化。或許以上的觀點(diǎn)在曾經(jīng)正確。當(dāng)然，也可能現(xiàn)在還正確。下面的分析就是我的觀點(diǎn)了。同樣，大家也是需要保持懷疑的態(tài)度。

2、函數(shù)定義

首先我們看下memcpy()和copy_{to,from}_user()的函數(shù)定義。參數(shù)幾乎沒有差別，都包含目的地址，源地址和需要復(fù)制的字節(jié)size。

static __always_inline unsigned long __must_check 
copy_to_user(void __user *to, const void *from, unsigned long n); 
static __always_inline unsigned long __must_check 
copy_from_user(void *to, const void __user *from, unsigned long n); 
void *memcpy(void *dest, const void *src, size_t len);

但是，有一點(diǎn)我們肯定是知道的。那就是memcpy()沒有傳入地址合法性校驗(yàn)。而copy_{to,from}_user()針對傳入地址進(jìn)行類似下面的合法性校驗(yàn)（簡單說點(diǎn)，更多校驗(yàn)詳情可以參考代碼）。

• 如果從用戶空間copy數(shù)據(jù)到內(nèi)核空間，用戶空間地址to及to加上copy的字節(jié)長度n必須位于用戶空間地址空間。
• 如果從內(nèi)核空間copy數(shù)據(jù)到用戶空間，當(dāng)然也需要檢查地址的合法性。例如，是否越界訪問或者是不是代碼段的數(shù)據(jù)等等?？傊磺胁缓戏ǖ夭僮鞫夹枰⒖潭沤^。
  

經(jīng)過簡單的對比之后，我們再看看其他的差異以及一起探討下上面提出的2個(gè)觀點(diǎn)。我們先從第2個(gè)觀點(diǎn)說起。涉及實(shí)踐，我還是有點(diǎn)相信實(shí)踐出真知。從我測試的結(jié)果來說，實(shí)現(xiàn)結(jié)果分成兩種情況。

第一種情況的結(jié)果是：使用memcpy()測試，沒有出現(xiàn)問題，代碼正常運(yùn)行。測試代碼如下（僅僅展示proc文件系統(tǒng)下file_operations對應(yīng)的read接口函數(shù)）：

static ssize_t test_read(struct file *file, char __user *buf, 
                         size_t len, loff_t *offset) 
{ 
        memcpy(buf, "test\n", 5);    /* copy_to_user(buf, "test\n", 5) */ 
        return 5; 
}

我們使用cat命令讀取文件內(nèi)容，cat會通過系統(tǒng)調(diào)用read調(diào)用test_read，并且傳遞的buf大小是4k。測試很順利，結(jié)果很喜人。成功地讀到了“test”字符串?？雌饋恚?點(diǎn)觀點(diǎn)是沒毛病的。但是，我們還需要繼續(xù)驗(yàn)證和探究下去。因?yàn)榈?個(gè)觀點(diǎn)提到，“在內(nèi)核空間這種缺頁異常必須被顯式地修復(fù)”。因此我們還需要驗(yàn)證的情況是：如果buf在用戶空間已經(jīng)分配虛擬地址空間，但是并沒有建立和物理內(nèi)存的具體映射關(guān)系，這種情況下會出現(xiàn)內(nèi)核態(tài)page fault。我們首先需要創(chuàng)建這種條件，找到符合的buf，然后測試。這里我當(dāng)然沒測啦。因?yàn)橛袦y試結(jié)論（主要是因?yàn)槲覒校瑯?gòu)造這個(gè)條件我覺得比較麻煩）。這個(gè)測試是我的一個(gè)朋友，人稱宋老師的“阿助教”阿克曼大牛。他曾經(jīng)做個(gè)這個(gè)實(shí)驗(yàn)，并且得到的結(jié)論是：即使是沒有建立和物理內(nèi)存的具體映射關(guān)系的buf，代碼也可以正常運(yùn)行。在內(nèi)核態(tài)發(fā)生page fault，并被其修復(fù)（分配具體物理內(nèi)存，填充頁表，建立映射關(guān)系）。同時(shí)，我從代碼的角度分析，結(jié)論也是如此。

經(jīng)過上面的分析，看起來好像是memcpy()也可以正常使用，鑒于安全地考慮建議使用copy_{to,from}_user()等接口。

第二種情況的結(jié)果是：以上的測試代碼并沒有正常運(yùn)行，并且會觸發(fā)kernel oops。當(dāng)然本次測試和上次測試的kernel配置選項(xiàng)是不一樣的。這個(gè)配置項(xiàng)是 CONFIG_ARM64_SW_TTBR0_PAN或者 CONFIG_ARM64_PAN（針對ARM64平臺）。兩個(gè)配置選項(xiàng)的功能都是阻止內(nèi)核態(tài)直接訪問用戶地址空間。只不過CONFIG_ARM64_SW_TTBR0_PAN是軟件仿真實(shí)現(xiàn)這種功能，而CONFIG_ARM64_PAN是硬件實(shí)現(xiàn)功能（ARMv8.1擴(kuò)展功能）。我們以CONFIG_ARM64_SW_TTBR0_PAN作為分析對象（軟件仿真才有代碼提供分析）。BTW，如果硬件不支持，即使配置CONFIG_ARM64_PAN也沒用，只能使用軟件仿真的方法。如果需要訪問用戶空間地址需要通過類似copy_{to,from}_user()的接口，否則會導(dǎo)致kernel oops。

在打開CONFIG_ARM64_SW_TTBR0_PAN的選項(xiàng)后，測試以上代碼就會導(dǎo)致kernel oops。原因就是內(nèi)核態(tài)直接訪問了用戶空間地址。因此，在這種情況我們就不可以使用memcpy()。我們別無選擇，只能使用copy_{to,from}_user()。

為什么我們需要PAN（Privileged Access Never）功能呢？原因可能是用戶空間和內(nèi)核空間數(shù)據(jù)交互上容易引入安全問題，所以我們就不讓內(nèi)核空間輕易訪問用戶空間，如果非要這么做，就必須通過特定的接口關(guān)閉PAN。另一方面，PAN功能可以更加規(guī)范化內(nèi)核態(tài)和用戶態(tài)數(shù)據(jù)交互的接口使用。在使能PAN功能的情況下，可以迫使內(nèi)核或者驅(qū)動開發(fā)者使用copy_{to,from}_user()等安全接口，提升系統(tǒng)的安全性。類似memcpy()非規(guī)范操作，kernel就oops給你看。

    由于編程的不規(guī)范而引入安全漏洞。例如：Linux內(nèi)核漏洞CVE-2017-5123可以提升權(quán)限。該漏洞的引入原因就是是缺少access_ok()檢查用戶傳遞地址的合法性。因此，為了避免自己編寫的代碼引入安全問題，針對內(nèi)核空間和用戶空間數(shù)據(jù)交互上，我們要格外當(dāng)心。

二、CONFIG_ARM64_SW_TTBR0_PAN原理

 CONFIG_ARM64_SW_TTBR0_PAN原理背后設(shè)計(jì)的原理。由于ARM64的硬件特殊設(shè)計(jì)，我們使用兩個(gè)頁表基地址寄存器ttbr0_el1和ttbr1_el1。處理器根據(jù)64 bit地址的高16 bit判斷訪問的地址屬于用戶空間還是內(nèi)核空間。如果是用戶空間地址則使用ttbr0_el1，反之使用ttbr1_el1。因此，ARM64進(jìn)程切換的時(shí)候，只需要改變ttbr0_el1的值即可。ttbr1_el1可以選擇不需要改變，因?yàn)樗械倪M(jìn)程共享相同的內(nèi)核空間地址。

當(dāng)進(jìn)程切換到內(nèi)核態(tài)（中斷，異常，系統(tǒng)調(diào)用等）后，如何才能避免內(nèi)核態(tài)訪問用戶態(tài)地址空間呢？其實(shí)不難想出，改變ttbr0_el1的值即可，指向一段非法的映射即可。因此，我們?yōu)榇藴?zhǔn)備了一份特殊的頁表，該頁表大小4k內(nèi)存，其值全是0。當(dāng)進(jìn)程切換到內(nèi)核態(tài)后，修改ttbr0_el1的值為該頁表的地址即可保證訪問用戶空間地址是非法訪問。因?yàn)轫摫淼闹凳欠欠ǖ?。這個(gè)特殊的頁表內(nèi)存通過鏈接腳本分配。

#define RESERVED_TTBR0_SIZE    (PAGE_SIZE) 
SECTIONS 
{ 
        reserved_ttbr0 = .; 
        . += RESERVED_TTBR0_SIZE; 
        swapper_pg_dir = .; 
        . += SWAPPER_DIR_SIZE; 
        swapper_pg_end = .; 
}

這個(gè)特殊的頁表和內(nèi)核頁表在一起。和swapper_pg_dir僅僅差4k大小。reserved_ttbr0地址開始的4k內(nèi)存空間的內(nèi)容會被清零。

當(dāng)我們進(jìn)入內(nèi)核態(tài)后會通過__uaccess_ttbr0_disable切換ttbr0_el1以關(guān)閉用戶空間地址訪問，在需要訪問的時(shí)候通過_uaccess_ttbr0_enable打開用戶空間地址訪問。這兩個(gè)宏定義也不復(fù)雜，就以_uaccess_ttbr0_disable為例說明原理。其定義如下：

macro    __uaccess_ttbr0_disable, tmp1 
    mrs    \tmp1, ttbr1_el1                        // swapper_pg_dir (1) 
    bic    \tmp1, \tmp1, #TTBR_ASID_MASK 
    sub    \tmp1, \tmp1, #RESERVED_TTBR0_SIZE      // reserved_ttbr0 just before 
                                                // swapper_pg_dir (2) 
    msr    ttbr0_el1, \tmp1                        // set reserved TTBR0_EL1 (3) 
    isb 
    add    \tmp1, \tmp1, #RESERVED_TTBR0_SIZE 
    msr    ttbr1_el1, \tmp1                       // set reserved ASID 
    isb 
.endm

• ttbr1_el1存儲的是內(nèi)核頁表基地址，因此其值就是swapper_pg_dir。
• swapper_pg_dir減去RESERVED_TTBR0_SIZE就是上面描述的特殊頁表。
• 將ttbr0_el1修改指向這個(gè)特殊的頁表基地址，當(dāng)然可以保證后續(xù)訪問用戶地址都是非法的。

__uaccess_ttbr0_disable對應(yīng)的C語言實(shí)現(xiàn)可以參考這里。如何允許內(nèi)核態(tài)訪問用戶空間地址呢？也很簡單，就是__uaccess_ttbr0_disable的反操作，給ttbr0_el1賦予合法的頁表基地址。這里就不必重復(fù)了。我們現(xiàn)在需要知道的事實(shí)就是，在配置CONFIG_ARM64_SW_TTBR0_PAN的情況下，copy_{to,from}_user()接口會在copy之前允許內(nèi)核態(tài)訪問用戶空間，并在copy結(jié)束之后關(guān)閉內(nèi)核態(tài)訪問用戶空間的能力。因此，使用copy_{to,from}_user()才是正統(tǒng)做法。主要體現(xiàn)在安全性檢查及安全訪問處理。這里是其比memcpy()多的第一個(gè)特性，后面還會介紹另一個(gè)重要特性。

現(xiàn)在我們可以解答上一節(jié)中遺留的問題。怎樣才能繼續(xù)使用memcpy()？現(xiàn)在就很簡單了，在memcpy()調(diào)用之前通過uaccess_enable_not_uao()允許內(nèi)核態(tài)訪問用戶空間地址，調(diào)用memcpy()，最后通過uaccess_disable_not_uao()關(guān)閉內(nèi)核態(tài)訪問用戶空間的能力。

三、測試

以上的測試用例都是建立在用戶空間傳遞合法地址的基礎(chǔ)上測試的，何為合法的用戶空間地址？用戶空間通過系統(tǒng)調(diào)用申請的虛擬地址空間包含的地址范圍，即是合法的地址（不論是否分配物理頁面建立映射關(guān)系）。既然要寫一個(gè)接口程序，當(dāng)然也要考慮程序的健壯性，我們不能假設(shè)所有的用戶傳遞的參數(shù)都是合法的。我們應(yīng)該預(yù)判非法傳參情況的發(fā)生，并提前做好準(zhǔn)備，這就是未雨綢繆。

我們首先使用memcpy()的測試用例，隨機(jī)傳遞一個(gè)非法的地址。經(jīng)過測試發(fā)現(xiàn)：會觸發(fā)kernel oops。繼續(xù)使用copy_{to,from}_user()替代memcpy()測試。測試發(fā)現(xiàn)：read()僅僅是返回錯(cuò)誤，但不會觸發(fā)kernel oops。這才是我們想要的結(jié)果。畢竟，一個(gè)應(yīng)用程序不應(yīng)該觸發(fā)kernel oops。這種機(jī)制的實(shí)現(xiàn)原理是什么呢？

我們以copy_to_user()為例分析。函數(shù)調(diào)用流程是：

copy_to_user()->_copy_to_user()->raw_copy_to_user()->__arch_copy_to_user()

_arch_copy_to_user()在ARM64平臺是匯編代碼實(shí)現(xiàn)，這部分代碼很關(guān)鍵。

end    .req    x5 
ENTRY(__arch_copy_to_user) 
        uaccess_enable_not_uao x3, x4, x5 
        add    end, x0, x2 
#include "copy_template.S" 
        uaccess_disable_not_uao x3, x4 
        mov    x0, #0 
        ret 
ENDPROC(__arch_copy_to_user) 
        .section .fixup,"ax" 
        .align    2 
9998:    sub x0, end, dst            // bytes not copied 
        ret 
        .previous

• uaccess_enable_not_uao和uaccess_disable_not_uao是上面說到的內(nèi)核態(tài)訪問用戶空間的開關(guān)。
• copy_template.S文件是匯編實(shí)現(xiàn)的memcpy()的功能，稍后看看memcpy()的實(shí)現(xiàn)代碼就清楚了。
• .section.fixup,“ax”定義一個(gè)section，名為“.fixup”，權(quán)限是ax（‘a(chǎn)'可重定位的段，‘x'可執(zhí)行段）。 9998標(biāo)號處的指令就是善后處理工作。還記得copy_{to,from}_user()返回值的意義嗎？返回0代表copy成功，否則返回剩余沒有copy的字節(jié)數(shù)。這行代碼就是計(jì)算剩余沒有copy的字節(jié)數(shù)。當(dāng)我們訪問非法的用戶空間地址的時(shí)候，就一定會觸發(fā)page fault。這種情況下，內(nèi)核態(tài)發(fā)生的page fault并返回的時(shí)候并沒有修復(fù)異常，所以肯定不能返回發(fā)生異常的地址繼續(xù)運(yùn)行。所以，系統(tǒng)可以有2個(gè)選擇：第1個(gè)選擇是kernel oops，并給當(dāng)前進(jìn)程發(fā)送SIGSEGV信號；第2個(gè)選擇是不返回出現(xiàn)異常的地址運(yùn)行，而是選擇一個(gè)已經(jīng)修復(fù)的地址返回。如果使用的是memcpy()就只有第1個(gè)選擇。但是copy_{to,from}_user()可以有第2個(gè)選擇。 .fixup段就是為了實(shí)現(xiàn)這個(gè)修復(fù)功能。當(dāng)copy過程中出現(xiàn)訪問非法用戶空間地址的時(shí)候，do_page_fault()返回的地址變成 9998標(biāo)號處，此時(shí)可以計(jì)算剩余未copy的字節(jié)長度，程序還可以繼續(xù)執(zhí)行。

對比前面分析的結(jié)果，其實(shí)_arch_copy_to_user()可以近似等效如下關(guān)系。

uaccess_enable_not_uao(); 
memcpy(ubuf, kbuf, size);      ==     __arch_copy_to_user(ubuf, kbuf, size); 
uaccess_disable_not_uao();

先插播一條消息，解釋copy_template.S為何是memcpy()。memcpy()在ARM64平臺是由匯編代碼實(shí)現(xiàn)。其定義在arch/arm64/lib/memcpy.S文件。

.weak memcpy 
ENTRY(__memcpy) 
ENTRY(memcpy) 
#include "copy_template.S" 
        ret 
ENDPIPROC(memcpy) 
ENDPROC(__memcpy)

所以很明顯，memcpy()和__memcpy()函數(shù)定義是一樣的。并且memcpy()函數(shù)聲明是weak，因此可以重寫memcpy()函數(shù)（扯得有點(diǎn)遠(yuǎn)）。再扯一點(diǎn)，為何使用匯編呢？為何不使用lib/string.c文件的memcpy()函數(shù)呢？當(dāng)然是為了優(yōu)化memcpy() 的執(zhí)行速度。lib/string.c文件的memcpy()函數(shù)是按照字節(jié)為單位進(jìn)行copy（再好的硬件也會被粗糙的代碼毀掉）。但是現(xiàn)在的處理器基本都是32或者64位，完全可以4 bytes或者8 bytes甚至16 bytes copy（考慮地址對齊的情況下）?？梢悦黠@提升執(zhí)行速度。所以，ARM64平臺使用匯編實(shí)現(xiàn)。這部分知識可以參考這篇博客《ARM64 的 memcpy 優(yōu)化與實(shí)現(xiàn)》。

下面繼續(xù)進(jìn)入正題，再重復(fù)一遍：內(nèi)核態(tài)訪問用戶空間地址，如果觸發(fā)page fault，只要用戶空間地址合法，內(nèi)核態(tài)也會像什么也沒有發(fā)生一樣修復(fù)異常（分配物理內(nèi)存，建立頁表映射關(guān)系）。但是如果訪問非法用戶空間地址，就選擇第2條路，嘗試救贖自己。這條路就是利用 .fixup和 __ex_table段。如果無力回天只能給當(dāng)前進(jìn)程發(fā)送SIGSEGV信號。并且，輕則kernel oops，重則panic（取決于kernel配置選項(xiàng)CONFIG_PANIC_ON_OOPS）。在內(nèi)核態(tài)訪問非法用戶空間地址的情況下，do_page_fault()最終會跳轉(zhuǎn) no_context標(biāo)號處的do_kernel_fault()。

static void __do_kernel_fault(unsigned long addr, unsigned int esr, 
                              struct pt_regs *regs) 
{ 
        /* 
         * Are we prepared to handle this kernel fault? 
         * We are almost certainly not prepared to handle instruction faults. 
         */ 
        if (!is_el1_instruction_abort(esr) && fixup_exception(regs)) 
                return; 
        /* ... */ 
}

fixup_exception()繼續(xù)調(diào)用search_exception_tables()，其通過查找_extable段。__extable段存儲exception table，每個(gè)entry存儲著異常地址及其對應(yīng)修復(fù)的地址。例如上述的 9998:subx0,end,dst指令的地址就會被找到并修改do_page_fault()函數(shù)的返回地址，以達(dá)到跳轉(zhuǎn)修復(fù)的功能。其實(shí)查找過程是根據(jù)出問題的地址addr，查找_extable段（exception table）是否有對應(yīng)的exception table entry，如果有就代表可以被修復(fù)。由于32位處理器和64位處理器實(shí)現(xiàn)方式有差別，因此我們先從32位處理器異常表的實(shí)現(xiàn)原理說起。

_extable段的首尾地址分別是 __start___ex_table和 __stop___ex_table（定義在include/asm-generic/vmlinux.lds.h。這段內(nèi)存可以看作是一個(gè)數(shù)組，數(shù)組的每個(gè)元素都是 struct exception_table_entry類型，其記錄著異常發(fā)生地址及其對應(yīng)的修復(fù)地址。

                        exception tables 
__start___ex_table --> +---------------+ 
                       |     entry     | 
                       +---------------+ 
                       |     entry     | 
                       +---------------+ 
                       |      ...      | 
                       +---------------+ 
                       |     entry     | 
                       +---------------+ 
                       |     entry     | 
__stop___ex_table  --> +---------------+

在32位處理器上，struct exception_table_entry定義如下：

struct exception_table_entry { 
        unsigned long insn, fixup; 
};

有一點(diǎn)需要明確，在32位處理器上，unsigned long是4 bytes。insn和fixup分別存儲異常發(fā)生地址及其對應(yīng)的修復(fù)地址。根據(jù)異常地址ex_addr查找對應(yīng)的修復(fù)地址（未找到返回0），其示意代碼如下：

unsigned long search_fixup_addr32(unsigned long ex_addr) 
{ 
        const struct exception_table_entry *e; 
        for (e = __start___ex_table; e < __stop___ex_table; e++) 
                if (ex_addr == e->insn) 
                        return e->fixup; 
        return 0; 
}

在32位處理器上，創(chuàng)建exception table entry相對簡單。針對copy{to,from}user()匯編代碼中每一處用戶空間地址訪問的指令都會創(chuàng)建一個(gè)entry，并且insn存儲當(dāng)前指令對應(yīng)的地址，fixup存儲修復(fù)指令對應(yīng)的地址。

當(dāng)64位處理器開始發(fā)展起來，如果我們繼續(xù)使用這種方式，勢必需要2倍于32位處理器的內(nèi)存存儲exception table（因?yàn)榇鎯σ粋€(gè)地址需要8 bytes）。所以，kernel換用另一種方式實(shí)現(xiàn)。在64處理器上，struct exception_table_entry定義如下：

struct exception_table_entry { 
        int insn, fixup; 
};

每個(gè)exception table entry占用的內(nèi)存和32位處理器情況一樣，因此內(nèi)存占用不變。但是insn和fixup的意義發(fā)生變化。insn和fixup分別存儲著異常發(fā)生地址及修復(fù)地址相對于當(dāng)前結(jié)構(gòu)體成員地址的偏移（有點(diǎn)拗口）。例如，根據(jù)異常地址ex_addr查找對應(yīng)的修復(fù)地址（未找到返回0），其示意代碼如下：

unsigned long search_fixup_addr64(unsigned long ex_addr) 
{ 
        const struct exception_table_entry *e; 
        for (e = __start___ex_table; e < __stop___ex_table; e++) 
                if (ex_addr == (unsigned long)&e->insn + e->insn) 
                        return (unsigned long)&e->fixup + e->fixup; 
        return 0; 
}

因此，我們的關(guān)注點(diǎn)就是如何去構(gòu)建exception_table_entry。我們針對每個(gè)用戶空間地址的內(nèi)存訪問都需要創(chuàng)建一個(gè)exception table entry，并插入_extable段。例如下面的匯編指令（匯編指令對應(yīng)的地址是隨意寫的，不用糾結(jié)對錯(cuò)。理解原理才是王道）。

0xffff000000000000: ldr x1, [x0] 
0xffff000000000004: add x1, x1, #0x10 
0xffff000000000008: ldr x2, [x0, #0x10] 
/* ... */ 
0xffff000040000000: mov x0, #0xfffffffffffffff2    // -14 
0xffff000040000004: ret

假設(shè)x0寄存器保存著用戶空間地址，因此我們需要對0xffff000000000000地址的匯編指令創(chuàng)建一個(gè)exception table entry，并且我們期望當(dāng)x0是非法用戶空間地址時(shí)，跳轉(zhuǎn)返回的修復(fù)地址是0xffff000040000000。為了計(jì)算簡單，假設(shè)這是創(chuàng)建第一個(gè)entry， __start___ex_table值是0xffff000080000000。那么第一個(gè)exception table entry的insn和fixup成員的值分別是：0x80000000和0xbffffffc（這兩個(gè)值都是負(fù)數(shù)）。因此，針對copy{to,from}user()匯編代碼中每一處用戶空間地址訪問的指令都會創(chuàng)建一個(gè)entry。所以0xffff000000000008地址處的匯編指令也需要創(chuàng)建一個(gè)exception table entry。

所以，如果內(nèi)核態(tài)訪問非法用戶空間地址究竟發(fā)生了什么？上面的分析流程可以總結(jié)如下：

• 0xffff000000000000:ldr x1,[x0]
• MMU觸發(fā)異常
• CPU調(diào)用do_page_fault()
• do_page_fault()調(diào)用search_exception_table()（regs->pc == 0xffff000000000000）
• 查看_extable段，尋找0xffff000000000000 并且返回修復(fù)地址0xffff000040000000
• do_page_fault()修改函數(shù)返回地址（regs->pc = 0xffff000040000000）并返回
• 程序繼續(xù)執(zhí)行，處理出錯(cuò)情況
• 修改函數(shù)返回值x0 = -EFAULT (-14) 并返回（ARM64通過x0傳遞函數(shù)返回值）
  

四、總結(jié)

到了回顧總結(jié)的時(shí)候，copy_{to,from}_user()的思考也到此結(jié)束。我們來個(gè)總結(jié)結(jié)束此文。

無論是內(nèi)核態(tài)還是用戶態(tài)訪問合法的用戶空間地址，當(dāng)虛擬地址并未建立物理地址的映射關(guān)系的時(shí)候，page fault的流程幾乎一樣，都會幫助我們申請物理內(nèi)存并創(chuàng)建映射關(guān)系。所以這種情況下memcpy()和copy_{to,from}_user()是類似的。

當(dāng)內(nèi)核態(tài)訪問非法用戶空間地址的時(shí)候，根據(jù)異常地址查找修復(fù)地址。這種修復(fù)異常的方法并不是建立地址映射關(guān)系，而是修改do_page_fault()返回地址。而memcpy()無法做到這點(diǎn)。

在使能 CONFIG_ARM64_SW_TTBR0_PAN或者 CONFIG_ARM64_PAN（硬件支持的情況下才有效）的時(shí)候，我們只能使用copy_{to,from}_user()這種接口，直接使用memcpy()是不行的。

最后，我想說，即使在某些情況下memcpy()可以正常工作。但是，這也是不推薦的，不是良好的編程習(xí)慣。在用戶空間和內(nèi)核空間數(shù)據(jù)交互上，我們必須使用類似copy_{to,from}_user()的接口。為什么類似呢？因?yàn)檫€有其他的接口用于內(nèi)核空間和用戶空間數(shù)據(jù)交互，只是沒有copy_{to,from}_user()出名。例如：{get,put}_user()。

到此這篇關(guān)于copy_{to, from}_user()的思考的文章就介紹到這了,更多相關(guān)copy、user內(nèi)容請搜索腳本之家以前的文章或繼續(xù)瀏覽下面的相關(guān)文章希望大家以后多多支持腳本之家！