【转】Linux下内核态和用户态空间的数据传递机制

Copy_from_user函数详细分析
copy_from_user函数的目的是从用户空间拷贝数据到内核空间，失败返回没有被拷贝的字节数，成功返回0.

这么简单的一个函数却含盖了许多关于内核方面的知识,比如内核关于异常出错的处理.从用户空间拷贝
数据到内核中时必须非常小心,如果用户空间的数据地址是个非法的地址,或是超出用户空间的范围，或是
那些地址还没有被映射到，都可能对内核产生很大的影响，如oops，或者被造成系统安全的影响.所以
copy_from_user函数的功能就不只是从用户空间拷贝数据那样简单了，它还要做一些指针检查以及处理这些
问题的方法.下面我们来仔细分析下这个函数.函数原型在[arch/i386/lib/usercopy.c]中

unsigned long
copy_from_user(void *to, const void __user *from, unsigned long n)
{
might_sleep();
if (access_ok(VERIFY_READ, from, n))
       n = __copy_from_user(to, from, n);
else
       memset(to, 0, n);
return n;
}

首先这个函数是可以睡眠的,它调用might_sleep()来处理，它在include/linux/kernel.h中定义，
本质也就是调用schedule()，转到其他进程.接下来就要验证用户空间地址的有效性.它在
[/include/asm-i386/uaccess.h]中定义.
#define access_ok(type,addr,size) (likely(__range_ok(addr,size) == 0)),进一步调用__rang_ok
函数来处理,它所做的测试很简单,就是比较addr+size这个地址的大小是否超出了用户进程空间的大小，
也就是0xbfffffff.可能有读者会问，只做地址范围检查，怎么不做指针合法性的检查呢，如果出现前面
提到过的问题怎么办?这个会在下面的函数中处理,我们慢慢看.在做完地址范围检查后,如果成功则调用
__copy_from_user函数开始拷贝数据了，如果失败的话，就把从to指针指向的内核空间地址到to+size范围
填充为0.__copy_from_user也在uaceess.h中定义，
static inline unsigned long
__copy_from_user(void *to, const void __user *from, unsigned long n)
{
   might_sleep();
   return __copy_from_user_inatomic(to, from, n);
}
这里继续调用__copy_from_user_inatomic.
static inline unsigned long
__copy_from_user_inatomic(void *to, const void __user *from, unsigned long n)
{
if (__builtin_constant_p(n)) {
       unsigned long ret;

       switch (n) {
       case 1:
         __get_user_size(*(u8 *)to, from, 1, ret, 1);
         return ret;
       case 2:
         __get_user_size(*(u16 *)to, from, 2, ret, 2);
         return ret;
       case 4:
         __get_user_size(*(u32 *)to, from, 4, ret, 4);
         return ret;
       }
}
return __copy_from_user_ll(to, from, n);
}
这里先判断要拷贝的字节大小,如果是8,16,32大小的话，则调用__get_user_size来拷贝数据.
这样做是一种程序设计上的优化了。
#define __get_user_size(x,ptr,size,retval,errret)         
do {                                 
retval = 0;                        
__chk_user_ptr(ptr);                     
switch (size) {                        
case 1: __get_user_asm(x,ptr,retval,"b","b","=q",errret);break;
case 2: __get_user_asm(x,ptr,retval,"w","w","=r",errret);break;
case 4: __get_user_asm(x,ptr,retval,"l","","=r",errret);break;
default: (x) = __get_user_bad();            
}                               
} while (0)

#define __get_user_asm(x, addr, err, itype, rtype, ltype, errret)
__asm__ __volatile__(                     
       "1: mov"itype" %2,%"rtype"1n"         
       "2:n"                        
       ".section .fixup,"ax"n"            
       "3: movl %3,%0n"                   
       " xor"itype" %"rtype"1,%"rtype"1n"       
       " jmp 2bn"                   
       ".previousn"                     
       ".section __ex_table,"a"n"            
       " .align 4n"                   
       " .long 1b,3bn"                   
       ".previous"                     
       : "=r"(err), ltype (x)                   
       : "m"(__m(addr)), "i"(errret), "0"(err))
实际上在完成一些宏的转换后,也就是利用movb,movw,movl指令传输数据了，对于
内嵌汇编中的.section .fixup, .section __ex_table，我们呆会要仔细讲。
如果不是那些特殊大小时，则调用__copy_from_user_ll处理。

unsigned long
__copy_from_user_ll(void *to, const void __user *from, unsigned long n)
{
if (movsl_is_ok(to, from, n))
       __copy_user_zeroing(to, from, n);
else
       n = __copy_user_zeroing_intel(to, from, n);
return n;
}

直接调用__copy_user_zeroing开始真正的拷贝数据了，绕了那么多弯，总算快看到
出路了。copy_from_user函数的精华部分也就都在这了。

#define __copy_user_zeroing(to,from,size)            
do {                                 
int __d0, __d1, __d2;                     
__asm__ __volatile__(                     
       " cmp   $7,%0n"                   
       " jbe   1fn"                   
       " movl %1,%0n"                   
       " negl %0n"                   
       " andl $7,%0n"                   
       " subl %0,%3n"                   
       "4: rep; movsbn"                   
       " movl %3,%0n"                   
       " shrl $2,%0n"                   
       " andl $3,%3n"                   
       " .align 2,0x90n"            
       "0: rep; movsln"                   
       " movl %3,%0n"                   
       "1: rep; movsbn"                   
       "2:n"                        
       ".section .fixup,"ax"n"            
       "5: addl %3,%0n"                   
       " jmp 6fn"                   
       "3: lea 0(%3,%0,4),%0n"            
       "6: pushl %0n"                   
       " pushl %%eaxn"                   
       " xorl %%eax,%%eaxn"            
       " rep; stosbn"                   
       " popl %%eaxn"                   
       " popl %0n"                   
       " jmp 2bn"                   
       ".previousn"                     
       ".section __ex_table,"a"n"            
       " .align 4n"                   
       " .long 4b,5bn"                   
       " .long 0b,3bn"                   
       " .long 1b,6bn"                   
       ".previous"                     
       : "=&c"(size), "=&D" (__d0), "=&S" (__d1), "=r"(__d2)
       : "3"(size), "0"(size), "1"(to), "2"(from)       
       : "memory");                     
} while (0)

这个函数的前一部分比较简单，也就是拷贝数据.关于后一部分就会涉及到我们前面
提到过的那些情况了，如果用户空间的地址没被映射怎么办呢？在一些老的内核版本
中是用verify_area()来验证地址地址合法性的，比如在早期的linux 0.11内核.

[linux0.11/kenrel/fork.c]
// 进程空间写前验证函数。在现代CPU中，其控制寄存器CR0有个写保护标志位(wp:16),内核可以通过设置
// 该位来禁止特权级0的代码向用户空间只读页面执行写数据，否则将导致写保护异常。
// addr为内存物理地址
void verify_area(void * addr,int size)
{
       unsigned long start;

       start = (unsigned long) addr;
       size += start & 0xfff;   // start & 0xfff为起始地址addr在页面中的偏移，2^12=4096
       start &= 0xfffff000; // start为页开始地址，即页面边界值。此时start为当前进程空间中的逻辑地址
       start += get_base(current->ldt[2]); // get_base(current->ldt[2])为进程数据段在线性地址空间中的开始地址，在加上start，变为系统这个线性空间中的地址

             页边界       addr —-size—–     页边界
       +——————————————————–+
       |   … | start&0xfff |             |    |   … |
       +——————————————————–+
                |           start          |
            start———–size————-

      while (size>0) {
            size -= 4096;
            write_verify(start); // 以页为单位，进行写保护验证，如果页为只读，则将其变为可写
            start += 4096;
       }
}

[linux0.11/mm/memory.c]
// 验证线性地址是否可写
void write_verify(unsigned long address)
{
       unsigned long page;

       // 如果对应页表为空的话，直接返回
       if (!( (page = *((unsigned long *) ((address>>20) & 0xffc)) )&1))
            return;
       page &= 0xfffff000;
       page += ((address>>10) & 0xffc);
       // 经过运算后page为页表项的内容，指向实际的一页物理地址
       if ((3 & *(unsigned long *) page) == 1)   // 验证页面是否可写，不可写则执行un_wp_page,取消写保护.
            un_wp_page((unsigned long *) page);
       return;
}

但是如果每次在用户空间复制数据时，都要做这种检查是很浪费时间的，毕竟坏指针是很少
存在的，在新内核中的做法是，在从用户空间复制数据时，取消验证指针合法性的检查，
只多地址范围的检查，就象access_ok()所做的那样,一但碰上了坏指针，就要页异常出错处理
程序去处理它了.我们去看看do_page_fault函数.

[arch/asm-i386/mm/fault.c/do_page_falut()]
fastcall void do_page_fault(struct pt_regs *regs, unsigned long error_code)
{
…
…
if (!down_read_trylock(&mm->mmap_sem)) {
       if ((error_code & 4) == 0 &&
         !search_exception_tables(regs->eip))
         goto bad_area_nosemaphore;
       down_read(&mm->mmap_sem);
}
…
…
bad_area_nosemaphore:
…

no_context:

if (fixup_exception(regs))
       return;
…
…
}

error_code保存的是出错码,(error_code & 4) == 0代表产生异常的原因是在内核中.
它调用fixup_exception(regs)来处理这个问题.既然出错了，那么如何来修复它呢？
先看下fixup_exception()函数的实现：

[arch/asm-i386/mm/extable.c]
int fixup_exception(struct pt_regs *regs)
{
const struct exception_table_entry *fixup;
…
fixup = search_exception_tables(regs->eip);
if (fixup) {
       regs->eip = fixup->fixup;
       return 1;
}
…
}

[kernel/extable.c]
const struct exception_table_entry *search_exception_tables(unsigned long addr)
{
const struct exception_table_entry *e;

e = search_extable(__start___ex_table, __stop___ex_table-1, addr);
if (!e)
       e = search_module_extables(addr);
return e;
}

[/lib/extable.c]
const struct exception_table_entry *
search_extable(const struct exception_table_entry *first,
          const struct exception_table_entry *last,
          unsigned long value)
{
while (first <= last) {
       const struct exception_table_entry *mid;

       mid = (last – first) / 2 + first;

       if (mid->insn < value)
         first = mid + 1;
       else if (mid->insn > value)
         last = mid – 1;
       else
         return mid;
       }
       return NULL;
}

在内核中有个异常出错地址表，在地址表中有个出错地址的修复地址也气对应，它结构如下：
[/include/asm-i386/uaccess.h]
struct exception_table_entry
{
unsigned long insn, fixup;
};
insn是产生异常指令的地址，fixup用来修复出错地址的地址，也就是当异常发生后，用它的
地址来替换异常指令发生的地址。__copy_user_zeroing中的.section __ex_table代表异常出错
地址表的地址，.section .fixup代表修复的地址。他们都是elf文件格式中的2个特殊节。
       ".section __ex_table,"a"n"            
       " .align 4n"                   
       " .long 4b,5bn"                   
       " .long 0b,3bn"                   
       " .long 1b,6bn"
4b,5b的意思是当出错地址在4b标号对应的地址上时，就转入5b标号对应的地址去接着运行，
也就是修复的地址。依次类推。所以理解这一点后，fixup_exception()函数就很容易看明白了
就是根据出错地址搜索异常地址表，找到对应的修复地址，跳转到那里去执行就ok了。

ok，到这里copy_from_user函数也就分析完了，如果有什么不明白的话，可以通过阅读
/usr/src/linux/Documentation/exception.txt来得到更多关于异常处理方面的知识。