我是zoro
分类： LINUX
2011-07-07 15:09:03
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很小心,假如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，他还要做一些指针检查连同处理这些
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;
}
首先这个函数是能够睡眠的,他调用might_sleep()来处理，他在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.他在
[/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,他所做的测试很简单,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，假如出现前面
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,假如成功则调用
__copy_from_user函数开始拷贝数据了，假如失败的话，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,假如是8,16,32大小的话，则调用__get_user_size来拷贝数据.
这样做是一种程式设计上的优化了。
#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"1\n"
\
"2:\n"
\
".section
.fixup,\"ax\"\n"
\
"3:
movl %3,%0\n"
\
"
xor"itype"
%"rtype"1,%"rtype"1\n"
\
"
jmp 2b\n"
\
".previous\n"
\
".section
__ex_table,\"a\"\n"
\
"
.align 4\n"
\
"
.long 1b,3b\n"
\
".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。
假如不是那些特别大小时，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,%0\n"
\
"
jbe 1f\n"
\
"
movl %1,%0\n"
\
"
negl %0\n"
\
"
andl $7,%0\n"
\
"
subl %0,%3\n"
\
"4:
rep; movsb\n"
\
"
movl %3,%0\n"
\
"
shrl $2,%0\n"
\
"
andl $3,%3\n"
\
"
.align 2,0x90\n"
\
"0:
rep; movsl\n"
\
"
movl %3,%0\n"
\
"1:
rep; movsb\n"
\
"2:\n"
\
".section
.fixup,\"ax\"\n"
\
"5:
addl %3,%0\n"
\
"
jmp 6f\n"
\
"3:
lea 0(%3,%0,4),%0\n"
\
"6:
pushl %0\n"
\
"
pushl %x\n"
\
"
xorl %x,%x\n"
\
"
rep; stosb\n"
\
"
popl %x\n"
\
"
popl %0\n"
\
"
jmp 2b\n"
\
".previous\n"
\
".section
__ex_table,\"a\"\n"
\
"
.align 4\n"
\
"
.long 4b,5b\n"
\
"
.long 0b,3b\n"
\
"
.long 1b,6b\n"
\
".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，假如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),内核能够通过配置
// 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，假如页为只读，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;
//
假如对应页表为空的话，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;
}
但是假如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
程式去处理他了.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.
他调用fixup_exception(regs)来处理这个问题.既然出错了，那么如何来修复他呢？
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 insn 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，他结构如下：
[/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，用他的
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文档格式中的2个特别节。
".section
__ex_table,\"a\"\n"
\
"
.align 4\n"
\
"
.long 4b,5b\n"
\
"
.long 0b,3b\n"
\
"
.long 1b,6b\n"
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，假如有什么不明白的话，能够通过阅读
/usr/src/linux/Documentation/exception.txt来得到更多关于异常处理方面的知识。
copy_from_user的使用，有一个前提：
1) 当前进程必须未锁定from所在的page，
或者，
2)from所在的page已经up_to_data，并且page ->
count多余一个引用。
否则，如果from所在的page不在影射中，则缺页异常处理程序会搜索/新增这个page，在page未up_to_data时，要求锁定这个page，然后提交IO读page。
如 （ 当前进程已锁定本page ）
&& （page未up_to_data）成立，则死锁。
那么，在generic_file_write中，因to所在的page必须被当前进程锁定，则当（from所在page ==
to所在page）时，只能用第二种保证办法。
kernel好象并没有这样做，而只是在锁定to所在page之前，另from所在page为up_to_data，但并没有增加任何多余引用
原文：http://blog.sina.com.cn/s/blog_4d8498800100aezx.html
