宋宝华: Linux为什么一定要copy_from_user ?

2020-09-28 00:00:00 用户 内核 地址 进程 拷贝

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

  • 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){  const char *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,开始的拷贝也是必须的。但是这个理由远远没有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) {                int ret = write(fd, 0x4000000010);//假想的代码 if (ret < 0) perror("write error\n"); }}

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:

所以,内核每次访问用户之前,需要修改PSATE寄存器开启访问权限,完事后应该再次修改PSTATE,关闭内核对用户的访问权限。

根据补丁:

https://patchwork.kernel.org/patch/6808781/

copy_from_user这样的代码,是有这个开启和关闭的过程的。

所以,一旦你开启了内核的PAN支持,你是不能在一个随便便的位置访问用户空间的buffer的。




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