投机之殇——一幅图读懂MELTDOWN漏洞
软件世界的一个基本安全原则是用户空间的代码（平民阶层，低特权）不可以访问内核空间（管理阶层，高特权），这几天进入公众视野的MELTDOWN漏洞之所以令人恐慌，就是因为它直接颠覆了这个基本原则。利用这个漏洞，黑客可以从用户空间中访问到内核空间中的信息。
下面通过一幅图来解说MELTDOWN漏洞的基本原理。下图左侧的汇编指令来自用于演示MELTDOWN漏洞的POC（proof of concept）程序，这个POC可以从普通用户程序中读取到内核中的linux_proc_banner变量。
图左这点汇编来自名叫speculate的函数，意思为预测或者推测，其目的是欺骗CPU的乱序执行机制，利用其设计不足来窃取内核数据。
为了提高执行效率，很多现代处理器都采用所谓的预测执行机制，其核心是在处理器内部同时解码和执行多条指令，也就是不仅仅执行当前确定需要执行一条指令，而是尝试执行将来可能需要执行的多条指令。将来的事情谁也说不清，所以提前执行的指令未必有用。正因为此，这种执行方式一般被称为投机执行（speculative execution）。投机之名不太好听，所以最近很多文章使用了各种其它名字，预测执行，推测执行等等。本文仍使用投机执行。
这个speculate函数是攻击MELTDOWN漏洞的关键之关键，所以本文会详细解说每一条指令，条数不多，请大家耐心阅读。
第一条指令（0x400bd0）是函数入口的常规操作，保存函数内部将要使用的寄存器RBX（不区分大小写）。
第二指令是 （0x400bd1） 是把全局变量target_array的地址放到RBX寄存器中，以便后面使用。全局变量target_array是包含256*4096个字节的大数组，这个长度是精心设计的，256是因为一个字节（8 比特）的取值范围为0-255，即一共256个数。4096是x86架构下一个内存页的大小。
第三条指令（0x400bd8）开始的300条指令是一样的，都是一条加法指令，这里放300条，还是500条，差别不大，其目的只是让CPU内的投机执行机制高兴一下，“我的内心无比强大，我的厂房宽广无边，我偷偷的并行跑，一下子把很多条指令推上流水线，哦耶！”
不过，这一次，陷阱就在前头，图左的第8条指令（0x4012e0）是关键，摘录如下：
=> 0x4012e0 <+1808>: movzx eax,BYTE PTR [rdi]
这是x86架构中非常常见的一条指令，从RDI所指向内存读取一个字节，放到EAX寄存器中。但是不寻常的是，此时RDI指向的是高特权的内核地址，黑客挖坑在此。
按照基本纲领，这样的越权访问是公然冒犯内核权威，直接触碰红线，小小毛猴要摸如来佛的下巴，是要被一巴掌拍死的。
比喻是老雷加的，实际上，实现在晶体管中的逻辑是这样的：
1，根据页表项中的标志位（U/S），知道RDI对应的内存页是高特权
2，根据当前运行模式，知道当前代码是低特权
3，低特权代码不可以访问高特权数据，这是违例，要举报，通过异常机制移交给操作系统（最高法院）去定罪和惩戒不法之徒。
现在的问题是，CPU要在指令老化（retirement）过程中做上诉动作。虽然投机执行是乱序和并行的，但是老化过程必须串行，为了保证代码逻辑的正确性。
说时迟，那时快，就在CPU的老化过程还没有来得及报告异常时，并行流水线上已经跑完了这条访问内存的指令，把内核空间中的数据读出来了。读出来的值放入的是内部寄存器（老化阶段才会通过别名机制显现到架构层面的外部寄存器），我们这里不妨使用AX*来表示。有人问，CPU到底错在那里了？简单回答，就错在现在这一步，在投机执行时没有严格检查特权，允许越权访问发生，挖下祸根。
更糟糕的是，高速的并行流水线可能（速度相关，敏感处）还把下面的指令也执行了：
0x4012e3 <+1811>: shl rax,0xc
0x4012e7 <+1815>: movzx rbx,BYTE PTR [rbx+rax*1]
其中，shl是左移位，解码时rax会被重名为内部寄存器，也就是我们刚才说的AX*，正是从内核空间中读到的内容，对于本例，是37，即%的ASCII码，左移12位（0xc），相当于乘以4096，这个计算是为了算出一个数组偏移，为下一条指令做准备。下一条指令就是访问一下我们前面提到过的target_array打数组。在调用speculate函数偷数据前，已经故意冲洗过target_array的cache，即这个代码：
void clflush_target(void)
{
int i;
for (i = 0; i < VARIANTS_READ; i++)
_mm_clflush(&target_array[i * TARGET_SIZE]);
}
现在故意访问一下这个大数组中的一个字节，目的是触发CPU，让其缓存（cache）对应的内容，为后面通过测试cache温度而“显影”窃取到的字节做准备。
这条故意触发cache的指令是MELTDOWN攻击的第二个关键，重复如下：
0x4012e7 <+1815>: movzx rbx,BYTE PTR [rbx+rax*1]
它的作用是把窃取到的内容（AX*中，粗略看，即上面的RAX），以cache温度的形式编码起来。这个做法有个专门的名称，叫flush+reload。简单说，就是先冲洗一段内存区的cache，然后触发CPU“暗自”访问其中的一部分，再通过检查cache温度侦察刚刚CPU暗自访问的是哪个部分。
有人问，这里干嘛不直接把窃取到的字节写到内存变量里呢？因为投机执行的部分在老化阶段如果证明无用就会被抛弃掉。对于本例，按照代码逻辑，老化movzx eax,BYTE PTR [rdi]指令时就抛异常了，后面的所有操作都是会被抛弃的，不会显现出来。而cache温度则不然，这正是CPU设计之不足，此漏洞之关键。
之后，CPU报告页错误，跳转到操作系统的异常处理逻辑，开始处理异常，这也正在“黑客”预料之中，事先已经注册了一个信号处理器，即下面的代码：
void sigsegv(int sig, siginfo_t *siginfo, void *context)
{
ucontext_t *ucontext = context;
#ifdef __x86_64__
ucontext->uc_mcontext.gregs[REG_RIP] = (unsigned long)stopspeculate;
#else
ucontext->uc_mcontext.gregs[REG_EIP] = (unsigned long)stopspeculate;
#endif
return;
}
上面代码举重若轻的直接修改程序指针寄存器，把执行位置恢复到图左的倒数第三条指令，即：
0x4012ec <+1820>: nop
于是CPU又回到speculate函数中，继续跑了，单纯的CPU啊，完全不知道已经被黑客利用了。
随后，‘黑客’通过检查cache温度（访问大数组的速度不同），把前面隐藏的信息显影出来。
void check(void)
{
int i, time, mix_i;
volatile char *addr;
for (i = 0; i < VARIANTS_READ; i++) {
mix_i = ((i * 167) + 13) & 255;
addr = &target_array[mix_i * TARGET_SIZE];
time = get_access_time(addr);
if (time <= cache_hit_threshold)
hist[mix_i]++;
}
}
套路就是这样。
计算机系统中的BUG无穷，为什么这个如此吓人呢？因为问题出在CPU硬件之中，难以修正。硬件不好改，只好改软件。因为牵涉到基本的系统机制，软件改起来费劲了，基本的思路是让内核空间使用单独一套页表，这样投机执行时也读不到内核空间中的内容。但是，这样就需要频繁切换页表，TLB的价值大大受损，性能影响难以预估。2018年，IT圈忙甚。如果看官是坐在马桶上读此短文的，那么可能时间差不多了，如果坐地铁可能也快到站了，就此打住。
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正心诚意，格物致知，以人文情怀审视软件，以软件技术改变人生。
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