宋宝华： Linux为什么一定要copy_from

网上很多人提问为什么一定要copy_from_user，也有人解答。比如百度一下：

但是这里面很多的解答没有回答到点子上，不能真正回答这个问题。我决定写篇文章正式回答一下这个问题，消除读者的各种疑虑。

这个问题，我认为需要从2个层面回答

第一个层次是为什么要拷贝，可不可以不拷贝？

第二个层次是为什么要用copy_from_user而不是直接memcpy

为什么要拷贝

拷贝这个事情是必须的，这个事情甚至都跟Linux都没有什么关系。比如Linux有个kobject结构体，kobject结构体里面有个name指针：

struct kobject { const char *name; struct list_head entry; struct kobject *parent; struct kset *kset; struct kobj_type *ktype; struct kernfs_node *sd; /* sysfs directory entry */ struct kref kref;...};

但我们设置一个设备的名字的时候，其实就是设置device的kobject的name：

int dev_set_name(struct device *dev, const char *fmt, ...){ va_list vargs; int err; va_start(vargs, fmt); err = kobject_set_name_vargs(&dev->kobj, fmt, vargs); va_end(vargs); return err;}

驱动里面经常要设置name，比如：

dev_set_name(&chan->dev->device, "dma%dchan%d", device->dev_id, chan->chan_id);

但是Linux没有傻到直接把name的指针这样赋值：

struct device { struct kobject kobj; ...}; dev_set_name(struct device *dev, char *name){ dev->kobj.name = name_param; //假想的烂代码}

如果它这样做了的话，那么它就完蛋了，因为驱动里面完全可以这样设置name：

driver_func(){char name[100];....dev_set_name(dev, name);}

传给dev_set_name()的根本是个stack区域的临时变量，是一个匆匆过客。而device的name对于这个device来讲，必须长期存在。所以你看内核真实的代码，是给kobject的name重新申请一份内存，然后把dev_set_name()传给它的name拷贝进来：

int kobject_set_name_vargs(struct kobject *kobj, const char *fmt, va_list vargs){constchar*s; .. s = kvasprintf_const(GFP_KERNEL, fmt, vargs); ... if (strchr(s, '/')) { char *t; t = kstrdup(s, GFP_KERNEL); kfree_const(s); if (!t) return -ENOMEM; strreplace(t, '/', '!'); s = t; } kfree_const(kobj->name); kobj->name = s; return 0;}

这个问题在用户空间和内核空间的交界点上是完全存在的。假设内核里面某个驱动的xxx_write()是这么写的：

struct globalmem_dev { struct cdev cdev; unsigned char *mem; struct mutex mutex;}; static ssize_t globalmem_write(struct file *filp, const char __user * buf, size_t size, loff_t * ppos){ struct globalmem_dev *dev = filp->private_data; dev->mem=buf;//假想的烂代码 return ret;}

这样的代码绝对是要完蛋的，因为dev->mem这个内核态的指针完全有可能被内核态的中断服务程序、被workqueue的callback函数、被内核线程，或者被用户空间的另外一个进程通过globalmem_read()去读，但是它却指向一个某个进程用户空间的buffer。

在内核里面直接使用用户态传过来的const char __user * buf指针，是灾难性的，因为buf的虚拟地址，只在这个进程空间是有效的，跨进程是无效的。但是调度一直在发生，中断是存在的，workqueue是存在的，内核线程是存在的，其他进程是存在的，原先的用户进程的buffer地址，切了个进程之后就不知道是个什么鬼！换个进程，页表都特码变了，你这个buf地址还能找着人？进程1的buf地址，在下面的红框里面，什么都不是！

所以内核的正确做法是，把buf拷贝到一个跨中断、跨进程、跨workqueue、跨内核线程的长期有效的内存里面：

struct globalmem_dev { struct cdev cdev; unsigned char mem[GLOBALMEM_SIZE];//长期有效 struct mutex mutex;}; static ssize_t globalmem_write(struct file *filp, const char __user * buf, size_t size, loff_t * ppos){ unsigned long p = *ppos; unsigned int count = size; int ret = 0; struct globalmem_dev *dev = filp->private_data; .... if (copy_from_user(dev->mem + p, buf, count))//拷贝！！ ret = -EFAULT; else { *ppos += count; ret = count; ...}

记住，对于内核而言，用户态此刻传入的指针只是一个匆匆过客，只是个灿烂烟花，只是个昙花一现，瞬间即逝！它甚至都没有许诺你天长地久，随时可能劈腿！

所以，如果一定要给个需要拷贝的理由，原因就是防止劈腿！别给我扯些有的没的。

必须拷贝的第二个理由，可能与安全有关。比如用户态做类似pwritev, preadv这样的调用：

ssize_t preadv(int fd, const struct iovec *iov, int iovcnt, off_t offset);ssize_t pwritev(int fd, const struct iovec *iov, int iovcnt, off_t offset);

用户传给内核一个iov的数组，数组每个成员描述一个buffer的基地址和长度：

struct iovec{ void __user *iov_base; /* BSD uses caddr_t (1003.1g requires void *) */ __kernel_size_t iov_len; /* Must be size_t (1003.1g) */};

用户传过来的是一个iovec的数组，里面有每个iov的len和base（base也是指向用户态的buffer的），传进内核的时候，内核会对iovec的地址进行check，保证它确实每个buffer都在用户空间，并且会把整个iovec数组拷贝到内核空间：

ssize_t import_iovec(int type, const struct iovec __user * uvector, unsigned nr_segs, unsigned fast_segs, struct iovec **iov, struct iov_iter *i){ ssize_t n; struct iovec *p; n = rw_copy_check_uvector(type, uvector, nr_segs, fast_segs, *iov, &p);... iov_iter_init(i, type, p, nr_segs, n); *iov = p == *iov ? NULL : p; return n;}

这个过程是有严格的安全考量的，整个iov数组会被copy_from_user()，而数组里面的每个buf都要被access_ok的检查：

ssize_t rw_copy_check_uvector(int type, const struct iovec __user * uvector, unsigned long nr_segs, unsigned long fast_segs, struct iovec *fast_pointer, struct iovec **ret_pointer){ ... if (copy_from_user(iov, uvector, nr_segs*sizeof(*uvector))) { ret = -EFAULT; goto out; } ... ret = 0; for (seg = 0; seg < nr_segs; seg++) { void __user *buf = iov[seg].iov_base; ssize_t len = (ssize_t)iov[seg].iov_len; ... if (type >= 0 && unlikely(!access_ok(buf, len))) { ret = -EFAULT; goto out; } ... }out: *ret_pointer = iov; return ret;}

access_ok(buf, len)是确保从buf开始的len长的区间，一定是位于用户空间的，应用程序不能传入一个内核空间的地址来传给系统调用，这样用户可以通过系统调用，让内核写坏内核本身，造成一系列内核安全漏洞。

假设内核不把整个iov数组通过如下代码拷贝进内核：

copy_from_user(iov, uvector, nr_segs*sizeof(*uvector))

而是直接访问用户态的iov，那个这个access_ok就完全失去价值了，因为，用户完全可以在你做access_ok检查的时候，传给你的是用户态buffer，之后把iov_base的内容改成指向一个内核态的buffer去。

所以，从这个理由上来讲，最开始的拷贝也是必须的。但是这个理由远远没有最开始那个随时劈腿的理由充分！

为什么不直接用memcpy？

这个问题主要涉及到2个层面，一个是copy_from_user()有自带的access_ok检查，如果用户传进来的buffer不属于用户空间而是内核空间，根本不会拷贝；二是copy_from_user()有自带的page fault后exception修复机制。

先看第一个问题，如果代码直接用memcpy()：

static ssize_t globalmem_write(struct file *filp, const char __user * buf, size_t size, loff_t * ppos){ struct globalmem_dev *dev = filp->private_data; .... memcpy(dev->mem + p, buf, count)) return ret;}

memcpy是没有这个检查的，哪怕用户传入进来的这个buf，指向的是内核态的地址，这个拷贝也是要做的。试想，用户做系统调用的时候，随便可以把内核的指针传进来，那用户不是可以随便为所欲为？比如内核的这个commit，引起了著名的安全漏洞：

CVE-2017-5123

就是因为，作者把有access_ok的put_user改为了没有access_ok的unsafe_put_user。这样，用户如果把某个进程的uid地址传给内核，内核unsafe_put_user的时候，不是完全可以把它的uid改为0？

所以，你看到内核修复这个CVE的时候，是对这些地址进行了一个access_ok的：

下面我们看第二个问题，page fault的修复机制。假设用户程序随便胡乱传个用户态的地址给内核：

void main(void){ int fd; fd = open("/dev/globalfifo", O_RDWR, S_IRUSR | S_IWUSR); if (fd != -1) {intret=write(fd,0x40000000,10);//假想的代码 if (ret < 0) perror("write error "); }}

0x40000000这个地址是用户态的，所以access_ok是没有问题的。但是这个地址，根本什么有效的数据、heap、stack都不是。我特码就是瞎写的。

如果内核驱动用memcpy会发生什么呢？我们会看到一段内核Oops:

用户进程也会被kill掉：

# ./a.out Killed

当然如果你设置了/proc/sys/kernel/panic_on_oops为1的话，内核就不是Opps这么简单了，而是直接panic了。

但是如果内核用的是copy_from_user呢？内核是不会Oops的，用户态应用程序也是不会死的，它只是收到了bad address的错误：

# ./a.out write error: Bad address

内核只是友好地提示你用户闯进来的buffer地址0x40000000是个错误的地址，这个系统调用的参数是不对的，这显然更加符合系统调用的本质。

内核针对copy_from_user，有exception fixup机制，而memcpy()是没有的。详细的exception修复机制见：

https://www.kernel.org/doc/Documentation/x86/exception-tables.txt

PAN

如果我们想研究地更深，硬件和软件协同做了一个更加安全的机制，这个机制叫做PAN (Privileged Access Never)。它可以把内核对用户空间的buffer访问限制在特定的代码区间里面。PAN可以阻止kernel直接访问用户，它要求访问之前，必须在硬件上开启访问权限。根据ARM的spec文档

https://static.docs.arm.com/ddi0557/ab/DDI0557A_b_armv8_1_supplement.pdf

描述：