char *和char數組真的相同嗎？我們以實例為證：
typedef struct?
{
??? char * s1;
??? char * s2;
}PARAM,*PPARAM;
int main(int argc, char *argv[])?
{
??? PARAM pa1,pb1;
??? pa1.s1 = "abcd";
??? pa1.s2 = "ABCD";
??? memcpy(&pb1,&pa1,sizeof(PARAMA));
??? printf("%s\n",pb1.s1);
??? printf("%s\n",pb1.s2);
}
打印出的結果為abcd和ABCD
typedef struct?
{
??? char s1[15];
??? char s2[15];
}PARAM,*PPARAM;
int main(int argc, char *argv[])?
{
??? PARAM pa2,pb2;
??? strcpy(pa2.s1,"abcd");
??? strcpy(pa2.s2,"ABCD");
??? memcpy(&pb2,&pa2,sizeof(PARAMA));
??? printf("%s\n",pb2.s1);
??? printf("%s\n",pb2.s2);
}
結 果同樣。那么我們是否真的將二者視為相同呢？如果我們不是單純的memcpy，而是建立一個socket，將PARAM類型的參數pa1作為send的參 數傳入，然后在另一端recv，哈哈，發現根本沒有得到abcd和ABCD，但數將pa2數組形式的傳入send，另一個進程recv得到的就是abcd 和ABCD了，這是為什么？實際上，char *只是一個指，僅僅是一個unsigned long，那么我們看看pa1，內存中實際就8個字節（32位機器），兩個指針，一個4個字節，我們傳入send的也就是兩個指針了，而對于char數組 pa2，它的內存表示就是s1的15個字節而s2的15個字節連續排放，整個結構就是實實在在的數據，我們傳入send就將s1和s2的內容一塊傳送出去 了，而不僅僅只是傳送的指針，那么對于上面的兩個帶有main的例子為何結果一樣呢？想想它們可是在同一地址空間，對于char *表示的結構，s1代表一個指針，指向一個該進程地址空間的內存地址，當我們把這個指針復制給另一個結構時，該指針并沒有變，因為處于同一個地址空間，所 以該指針指向的地址的數據還是原來的數據，因此會出現一樣的結果，而對于socket網絡傳輸，有send和recv兩個進程，地址空間不同，你只把地址 傳過去，該地址在recv進程指向的就不是abcd或者ABCD了，地址空間變了，因此要想得到正確的結果，必須注意保證穿過去的是實實在在的數據而不是 一個地址，這個進程地址空間的地址在別的進程的地址空間沒有任何意義。
??? 簡單說說copy_from_user，雖然并沒有垮地址空間，但是畢竟從用戶空間進入了內核空間，只要保證copy_from_user是在調用進程的 上下文復制本身就不會出錯，但是考慮到復制過去的數據讓誰用，比如是驅動程序用，而該驅動可能要在中斷中使用該數據，進一步中斷的執行是在任意進程的上下 文，如果你在copy_from_user的時候只傳入一個該進程地址空間的一個指針，那么發生中斷的時候調用copy_from_user的進程正好不 是當前進程，當前進程是另一個進程P，這時中斷處理程序要用用戶傳過來的數據了，該數據是個指針，那么中斷就會從當前進程的地址空間取那個指針指向的數 據，這當然要出錯了，此地址空間不是彼地址空間。copy_from_user本身是沒有問題的，就算copy_from_user被搶占，由于頁目錄被 切換了，地址空間也隨著改變。內核空間訪問用戶空間也是沒有任何問題的，書上或者文檔上說內核空間不要訪問用戶空間只是為了安全，實際上是可以隨意訪問 的，不信的話嘗試一下下面的：
那個0x8048264 就是我用objdump查找到的/sbin/insmod的一個地址，objdump中顯示的是12，那么加載模塊后printk出來的也是12，為何查 找/sbin/insmod呢？因為加載模塊以及模塊的初始化函數是運行在insmod的進程上下文的，因此可以認為test_init的當前進程就是 insmod，這樣可以證明內核完全可以隨意訪問用戶空間，如果想玩更猛的，你可以不光讀，再往那個地址寫點東西，看看有何效果，內核線程雖然一般都在開 始時放棄了繼承的地址空間mm_struct，但是它是可以訪問的，它訪問的地址空間就是創建該內核進程那個用戶進程的空間mm_struct或者是剛剛 切出去的用戶進程的mm_struct，如果內核線程隨意寫那個空間，用戶進程一點脾氣也沒有，誰讓它倒霉，即使內核線程release了繼承的mm，那 只是還給了slab，內核線程想訪問哪里，僅僅依賴有沒有頁表項以及頁面是否在內存，所謂刑不上大夫，不過一般不會出現這么恨毒的內核線程，除非是病毒， 另外smp下內核線程的pgd一般都是swapdir，那是沒有任何用戶空間映射的。上面的內核線程訪問用戶空間的前提是它訪問的空間恰好在頁表項中有記 錄，若沒有，即使內核線程也甭想了，看看do_page_fault的處理：
if (in_atomic() || !mm)//沒有mm還想訪問用戶空間就完蛋
???????????????? goto bad_area_nosemaphore;
我們再看一下切換的細節：

static?inline?task_t?*?context_switch(runqueue_t?*rq,?task_t?*prev,?task_t?*next)

{

?????????struct?mm_struct?*mm?=?next->mm;

?????????struct?mm_struct?*oldmm?=?prev->active_mm;?

?????????if?(unlikely(!mm))?{//內核線程的情形

?????????????????next->active_mm?=?oldmm;

?????????????????atomic_inc(&oldmm->mm_count);

?????????????????enter_lazy_tlb(oldmm,?next);//單cpu實際什么也沒有做

?????????}?else

?????????????????switch_mm(oldmm,?mm,?next);//這個才切換頁目錄，由于所有進程的內核部分的地址空間相同，故沒有必要切換了，那么內核線程實際還是用的切出去的用戶進程的空間，因為pgd沒有變，內核線程想蹂躪該用戶進程，easy！

?????????if?(unlikely(!prev->mm))?{

?????????????????prev->active_mm?=?NULL;

?????????????????WARN_ON(rq->prev_mm);

?????????????????rq->prev_mm?=?oldmm;

?????????}

?????????switch_to(prev,?next,?prev);?

?????????return?prev;

}

?? 因此，不要過分的死記硬背教條，什么char*和char數組一樣啦，內核不能訪問用戶空間是因為它沒有用戶地址空間啦，關鍵是要理解為何這么做，其實想要完全的保證什么誰也做不到，只能彼此有個約定，大家都遵守。???