linux在系统调用进入内核时，为什么要将参数从用户空间拷贝到内核空间？不能直接访问，或是使用memcpy吗？非要使用copy_from_user才行吗？
为什么需要拷贝？—— 安全的鸿沟
最根本的原因在于CPU的保护机制。现代CPU都有两种运行模式：
1. 用户模式 (User Mode)： 这是应用程序运行的模式。在这个模式下，程序只能访问它被允许访问的内存区域，不能直接操作硬件，也不能访问其他进程的内存。
2. 内核模式 (Kernel Mode)： 这是操作系统内核运行的模式。在这个模式下，内核拥有对所有硬件和内存的完全控制权。
系统调用（System Call）就是用户空间程序向内核请求服务的接口。当一个用户程序发起系统调用时，CPU会从用户模式切换到内核模式，并将控制权交给内核。
问题来了： 如果用户空间的代码可以直接访问内核空间的内存，或者直接操作内核空间的数据，会发生什么？
安全漏洞： 用户程序可以轻易地读取或修改内核数据结构，比如进程表、文件描述符表，甚至直接修改内核代码。这无疑是打开了安全的大门，恶意程序可以轻易地提权、窃取数据、破坏系统。
系统稳定性： 用户程序不应该有能力破坏内核的正常运行。如果一个应用程序错误地向内核传递了无效的地址或者修改了内核的指针，整个系统都会崩溃（Kernel Panic）。
因此，为了隔离用户空间和内核空间，防止用户程序对内核造成破坏，CPU强制规定：用户空间的代码不能直接访问内核空间的内存。
为什么不能直接访问，也不能用 `memcpy`？
既然不能直接访问，那用 `memcpy` 这种看起来更通用的拷贝函数行不行？答案是否定的，而且 `memcpy` 本身也无法解决核心问题。
1. `memcpy` 的本质： `memcpy` 是一个用户空间的函数。它的执行仍然是在用户模式下进行的。如果 `memcpy` 被用来将数据从一个用户空间的地址拷贝到另一个用户空间的地址（即便目标地址最终是要给内核用），它仍然是在用户模式下操作。
风险： 如果用户程序提供给 `memcpy` 的源地址是一个指向内核空间的地址，那么 `memcpy` 就会尝试在用户模式下读取内核数据，这是不允许的，CPU会因此抛出错误（如 Segmentation Fault）。
权限问题： 即使 `memcpy` 的源地址和目标地址都在用户空间，但如果目标地址是内核分配的（这在标准 C 中是不可能的，但从理论上讲），那么 `memcpy` 仍然是在用户模式下操作，并没有经过内核的安全检查。
2. `copy_from_user` 的特殊性： `copy_from_user` (以及与之对应的 `copy_to_user`) 是一个内核提供的特殊函数。它的关键在于：
内核空间函数： `copy_from_user` 是在内核模式下执行的。当系统调用将CPU切换到内核模式后，内核就可以安全地调用 `copy_from_user`。
地址验证： 在执行拷贝之前，`copy_from_user` 会对用户空间提供的地址进行严格的验证。它会检查用户提供的内存地址是否确实属于当前调用进程的用户地址空间，并且是合法的、可读的。如果地址无效，或者试图读取内核地址，`copy_from_user` 会捕获这个错误，并返回一个错误码，阻止非法访问。
原子性（某种程度上）： `copy_from_user` 通常会以一种更安全的方式进行拷贝，例如，它可以处理用户空间内存页可能在拷贝过程中被换出（page fault）的情况。它内部会处理这些细节，保证拷贝的完整性。
安全性检查： `copy_from_user` 是内核用来强制执行用户/内核地址空间隔离的手段。它不仅仅是简单的内存拷贝，更是一个安全检查和隔离的守门员。
那么，拷贝过程是如何发生的？
当一个用户程序发起系统调用（比如 `read`），它会填充一些寄存器，并将参数（如文件描述符、用户缓冲区的地址、要读取的字节数）传递给内核。
1. 用户模式 > 内核模式： CPU执行一条特殊的指令（如 `syscall` 或 `int 0x80`），触发中断，将CPU模式切换到内核模式，并将控制权交给操作系统预先设置好的系统调用入口点。
2. 内核入口： 内核中的系统调用处理程序开始执行。它会根据系统调用号找到对应的内核函数。
3. 参数传递与拷贝：
一部分参数（如文件描述符、大小）可能直接存储在寄存器中，内核可以直接读取。
重点来了： 如果参数是用户空间缓冲区的地址（例如 `read` 函数的 `buf` 参数），内核需要读取或写入该缓冲区。此时，内核不能直接使用用户提供的地址去访问内存。
内核会调用 `copy_from_user(kernel_buffer, user_buffer_address, size)` 来将用户缓冲区 `user_buffer_address` 的 `size` 个字节拷贝到内核空间的 `kernel_buffer` 中。
`copy_from_user` 内部：
它会先检查 `user_buffer_address` 是否是合法的用户空间地址。
如果合法，它会负责将这些数据安全地拷贝到内核空间的一个临时缓冲区 (`kernel_buffer`)。
如果在拷贝过程中发现 `user_buffer_address` 指向的是非法内存（例如，用户进程的某个内存已经被释放了），`copy_from_user` 会返回一个错误（如 `EFAULT`），系统调用也就随之失败。
4. 内核处理： 内核在拥有了用户数据（现在位于 `kernel_buffer` 中）之后，就可以安全地进行操作了，比如读取磁盘数据到 `kernel_buffer`。
5. 结果返回： 如果操作成功，内核将结果（可能又需要从内核空间拷贝回用户空间）通过 `copy_to_user` 函数写入用户指定的缓冲区，并将返回值（如读取的字节数）通过寄存器返回给用户程序。
6. 内核模式 > 用户模式： CPU从内核模式切换回用户模式，并将控制权交还给用户程序。用户程序现在可以通过寄存器和它自己的缓冲区拿到操作结果。
为什么是“拷贝”而不是“映射”？
有人可能会问，为什么不直接把用户空间的内存映射到内核空间，或者反过来，让内核直接访问用户空间？
1. 权限隔离： 即使是映射，也需要一套非常精细的权限控制。而 `copy_from_user` 这种显式的拷贝，更直接地体现了“隔离”的思想：我只拷贝我需要的数据，并且在拷贝前进行验证。
2. 内存管理复杂性： 用户空间和内核空间的内存管理是不同的。用户空间会受到 `mmap`、`munmap`、`brk` 等系统调用的管理，内存可能会被分页、交换。内核空间则有自己的管理机制。直接映射会引入非常复杂的同步和一致性问题，特别是在多核环境下。
3. 安全性： 即使是映射，如果用户空间恶意地提供一个指向“不该碰”区域的映射（比如指向内核的某些控制结构），如果不经过严格的内核层面的验证，仍然可能导致安全问题。`copy_from_user` 这种显式的拷贝，每一步都由内核控制，更易于实现安全性。
4. 数据一致性： 在某些情况下，内核可能需要对接收到的数据进行某种处理或校验，而不仅仅是原封不动地传递。拷贝提供了在内核中进行这些操作的机会。
总结一下：
Linux系统调用在进入内核时，将参数从用户空间拷贝到内核空间，不是一个简单的效率优化，而是操作系统安全性和稳定性的基石。`copy_from_user` 扮演的角色不仅仅是一个拷贝函数，更是一个安全守卫，它在内核模式下，对用户空间提供的地址进行严格的验证，确保用户进程无法越界访问内核内存，从而保护了整个系统的安全和稳定。直接访问或使用标准的 `memcpy` 在安全和权限上都是不可行的。
网友意见
在现代通用操作系统里面，cpu运行指令时，它的运级别分为用户态和内核态这两个态，内核要保护应用程序，不能让用户态的数据对内核进行污染。
那用户态要委托内核完成某个服务时（比如打开文件，访问文件内容），必须通过系统调用完成。系统调用传参，跟函数传参是比较类似的，分为基础类型和内存块类型这两类。
1. 对于基础类型，通过寄存器可以直接拷贝传递
2. 对内存块类型，C语言没有语言类型上的支持，必须通过指针进行传递，然后再访问指针指向的内存空间
如果你在Linux下要写一个字符驱动，必须定义一个file_operations结构，实现该文件的写操作细节，它的签名如下：
ssize_t XXX_drviver_write(struct file *filp, const char __user *buf, size_t len, loff_t *ppos)
上述的len参数为基础类型，而buf就是内存块类型，你在该函数应该实现将buf指向并且长度为len的缓冲区写到驱动所表示的文件里面。
这里会遇到几个问题：
1. buf 指针是不是一个合法地址
2. 如果buf 指针是一个合法地地，但是该buf指针的空间，内核还没有给它分配物理地址空间怎么办
3. 如果黑客故意将buf值写成一个精心构造的内核地址，那驱动需要往该buf拷贝数据时（通过是read操作），那不是将数据写到内核态了吗？那黑客就可以通过这个问题来修改内核代码，控制内核执行，达成目标。
如果直接使用memcpy，上述这3个问题都无法解决。如果遇到的是场景1)和2)，那么内核会Oops，如果是3)，则攻击很可能成功。
copy_from_user和copy_to_user就是用来保证内核态安全地访问（读和写）用户态内存空间。
copy_from_user/copy_to_user 的实现原理非常简单，如下：
1. 如果buf空间属于内核态空间，直接返回出错，不处理（这是解决上述场景3）
2. copy_from_user/copy_to_user使用精心布置的访存汇编实现，并指这个汇编指令所在的地址全部登记起来（称为extable表）。运行时出现上述场景1)和2)，首先会发生缺页异常，进入内核do_page_fault流程；然后检查出错的PC地址是不是早已在extable登记好的，如果是，同表示该缺页异常是copy_from_user/copy_to_user函数产生的。最后才检查该地址是否为该进程的合法地址，如果是则分配物理页并处理，否则就是非法地址，把进程给杀死(发送sigsegv信号)。
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