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 longcopy_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);elsememset(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);elsen = __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" \ ... : "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=4096start &= 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);}... 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;elsereturn 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