• 原文地址：Zenbleed
• 原文作者：Tavis Ormandy

如果你从字符串 “hello, world” 中移除第一个单词会导致什么结果？这是我们发现答案可能是你的 root 密码的故事！

介绍

所有 x86-64 CPU 都有一组 128 位向量寄存器，它们被称作 XMM 寄存器。位永远不够，因此最新的 CPU 将这些寄存器的宽度扩展至 256 位甚至 512 位。

256 位扩展寄存器称为 YMM，512 位扩展寄存器称为 ZMM。

这些大寄存器在很多情况下都很有用，而不仅仅是在数学运算中！它们甚至被标准 C 库函数使用，例如 strcmp、memcpy、strlen 等。

让我们看一个例子。下面是 glibc 通过 AVX2 优化的 strlen 的前几条指令：

(gdb) x/20i __strlen_avx2
...
   <__strlen_avx2+9>:   vpxor  xmm0,xmm0,xmm0
...
   <__strlen_avx2+29>:  vpcmpeqb ymm1,ymm0,YMMWORD PTR [rdi]
   <__strlen_avx2+33>:  vpmovmskb eax,ymm1
...
   <__strlen_avx2+41>:  tzcnt  eax,eax
   <__strlen_avx2+45>:  vzeroupper
   <__strlen_avx2+48>:  ret

完整的例子很复杂并且会处理很多情况，但让我们逐步完成这个简单的情况。请耐心听我说，我保证这是有道理的！

第一步是将 ymm0 初始化为零，只需将 xmm0 与其自身¹进行异或即可完成。

    > vpxor xmm0, xmm0, xmm0
      vpcmpeqb ymm1, ymm0, [rdi]
      vpmovmskb eax, ymm1
      tzcnt eax, eax
      vzeroupper

这里 rdi 包含指向我们的字符串的指针，因此 vpcmpeqb 将检查 ymm0 中的哪些字节与我们的字符串匹配，并将结果存储在 ymm1 中。

由于我们已经将 ymm0 设置为全零字节，因此只有 nul 字节会匹配。

      vpxor xmm0, xmm0, xmm0
    > vpcmpeqb ymm1, ymm0, [rdi]
      vpmovmskb eax, ymm1
      tzcnt eax, eax
      vzeroupper

现在只需计算尾部零位的个数，就能找到第一个零字节。

这是一个非常常见的操作，因此有一个指令——tzcnt（尾随零计数）。

      vpxor xmm0, xmm0, xmm0
      vpcmpeqb ymm1, ymm0, [rdi]
      vpmovmskb eax, ymm1
    > tzcnt eax, eax
      vzeroupper

现在我们只用了四个机器指令就知道了第一个 nul 字节的位置！

你也许能想象到 strlen 现在在你的系统上运行的频率有多高，但这足以说明，位和字节不断地从整个系统流入这些向量寄存器。

寄存器清零

你可能已经注意到我错过了一条指令，vzeroupper 指令。

      vpxor xmm0, xmm0, xmm0
      vpcmpeqb ymm1, ymm0, [rdi]
      vpmovmskb eax, ymm1
      tzcnt eax, eax
    > vzeroupper

你猜对了，vzeroupper 会将向量寄存器的高位清零。

我们这样做的原因是，如果混用 XMM 和 YMM 寄存器，XMM 寄存器会自动提升为全宽（256 位）。这有点像 C 语言中的整数符号扩展。

这样做效果很好，但超标量处理器需要跟踪依赖关系，以便知道哪些操作可以并行化。这种升级方式增加了对这些高位的依赖性，在处理器等待它并不真正需要的结果时，会造成不必要的停滞。

这些停滞正是 glibc 通过 vzeroupper 想要避免的。现在，任何未来的结果都不会取决于这些位的内容，因此我们可以安全地避免这一瓶颈！

向量寄存器堆

既然我们知道了 vzeroupper 的作用，那么它是如何做到的呢？

处理器中的每个寄存器并不是存放在一个物理位置，而是存放在所谓的寄存器堆和寄存器分配表（Register Allocation Table, RAT）中。如果把每个寄存器看作一个指针，这就有点像用 malloc 和 free 来管理堆。寄存器分配表会记录寄存器文件中分配给哪个寄存器的空间。

实际上，当你将 XMM 寄存器清零时，处理器根本不会将这些位存储在任何地方 - 它只是在寄存器分配表中设置一个名为 z 位的标志。该标志可以独立应用于 YMM 寄存器的上部和下部，因此 vzeroupper 可以简单地设置 z 位，然后释放寄存器堆中分配给它的任何资源。

寄存器分配表（左）和物理寄存器堆（右）。

推测执行

等等，还有一个麻烦！现代处理器使用推测执行，因此有时必须回滚操作。

如果处理器推测执行 vzeroupper，但随后发现存在分支预测错误，会发生什么情况？好吧，我们必须恢复该操作并将一切恢复原状…也许我们可以取消设置那个 z 位？

如果我们回到 malloc 和 free 的类比，就会发现事情没那么简单——这就好比在指针上调用 free() 后又改变了主意！

这将是一个释放后使用漏洞，但 CPU 中不存在释放后使用这样的东西……不是吗？

剧透：有的🙂

该动画显示了为什么重置 z 位还不够。

漏洞

事实证明，通过精确调度，可以使一些处理器从错误的 vzeroupper 预测中恢复过来！

该技术为 CVE-2023-20593，适用于所有 Zen 2 级处理器，至少包括以下产品：

• AMD Ryzen 3000 Series Processors
• AMD Ryzen PRO 3000 Series Processors
• AMD Ryzen Threadripper 3000 Series Processors
• AMD Ryzen 4000 Series Processors with Radeon Graphics
• AMD Ryzen PRO 4000 Series Processors
• AMD Ryzen 5000 Series Processors with Radeon Graphics
• AMD Ryzen 7020 Series Processors with Radeon Graphics
• AMD EPYC “Rome” Processors

这个错误的工作原理如下：首先，你需要触发 XMM 寄存器合并优化²这一功能，然后触发寄存器重命名并错误预测 vzeroupper。这一切都必须在一个精确的窗口内发生才能起作用。

我们现在知道像 strlen、memcpy 和 strcmp 这样的基本操作将使用向量寄存器——因此我们可以有效地监视系统上任何地方发生的这些操作！它们是否发生在其他虚拟机、沙箱、容器、进程等中并不重要！

之所以能做到这一点，是因为同一物理内核上的所有程序都共享寄存器堆。事实上，两个超线程甚至可以共享同一个物理寄存器堆。

不相信我？让我们写一个漏洞利用🙂

利用

触发漏洞的方法有很多，让我们来看一个非常简单的例子。

    vcvtsi2s{s,d}   xmm, xmm, r64
    vmovdqa         ymm, ymm
    jcc             overzero
    vzeroupper
overzero:
    nop

这里的 cvtsi2sd 被用来触发合并优化。cvtsi2sd 的作用并不重要，我使用它只是因为它是手册中使用该优化的指令之一³。

接下来我们需要触发寄存器重命名，让 vmovdqa 起作用。如果执行了条件分支⁴，但 CPU 预测的是未执行的路径，那么执行到 vzeroupper 时就会预测错误，从而出现错误！

优化

事实证明，故意预测错误很难优化！花了点功夫，我找到了一种变体，每个核心每秒可以泄漏大约 30 kb。

这足以在用户登录时监控加密密钥和密码！

我们今天将发布完整的技术咨询以及所有相关代码。详细信息将发布在我们的安全研究存储库中。

如果您想测试该漏洞，可以在此处获取代码。

请注意，这份代码适用于 Linux，但该漏洞并不依赖于任何特定的操作系统，所有操作系统都会受到影响！

发现

我是通过 fuzzing 发现这个漏洞的，但令人惊讶🙂的是，我并不是第一个应用 fuzzing 发现硬件缺陷的人。事实上，供应商会对自己的产品进行广泛的 fuzzing——业界称之为 “硅后验证”（Post-Silicon Validation）。

那么，为什么没有更早地发现这个错误呢？我想我做了一些不同的事情，也许是因为我没有 EE 背景，所以有了新的视角！

反馈

性能最佳的 fuzzer 以覆盖率反馈为指导。问题是，没有什么与 CPU 中的代码覆盖率真正类似的东西……不过，我们有性能计数器！

当各种有趣的架构事件发生时，它们就会通知我们。

将这些数据提供给 fuzzer 可以让我们优雅地引导它探索有趣的特征，而这些特征是我们无法独立偶然发现的！

要掌握正确的细节很有挑战性，但我利用这一点教会了我的 fuzzer 寻找有趣的指令序列。这样，我就能自动发现合并优化等功能，而无需输入任何信息！

预言

当我们对软件进行模糊测试时，我们通常会寻找崩溃。软件不应该崩溃，所以如果软件崩溃了，我们就知道一定是出了什么问题。

我们如何知道 CPU 是否在正确执行随机生成的程序？程序崩溃可能是完全正确的！

针对这一问题，人们提出了一些解决方案。其中一种方法被称为反转法（reversi）。它的总体思路是，每生成一条随机指令，就同时生成一条相反的指令（例如，ADD r1, r2 → SUB r1, r2）。执行结束时，与初始状态的任何偏差都一定是错误，整齐划一！

反转方法很聪明，但对于像 x86 这样的 CISC 架构来说，它使得生成测试用例变得非常复杂。

一个更简单的解决方案是使用预言机（Oracle）。预言机只是另一个 CPU 或模拟器，我们可以用它来检查结果。如果我们将测试 CPU 的结果与预言 CPU 的结果进行比较，任何不匹配都表明出现了问题。

我结合这两种想法开发了一种新方法，我将其称为预言序列化。

预言序列化

作为开发人员，我们监控的是宏观架构状态，也就是寄存器值之类的东西。还有一些我们几乎看不到微体系结构状态，如分支预测器、乱序执行状态和指令流水线等。

序列化通过指示 CPU 重置指令级并行，让我们可以对此进行一些控制。这包括存储/加载屏障、推测栅栏、缓存行刷新等。

序列化预言的思想是生成一个随机程序，然后自动将其转换为序列化形式。

随机生成的指令序列，以添加了随机对齐、序列化和推测栅栏的相同序列。

这两个程序可能具有非常不同的性能特征，但它们应该产生相同的输出。序列化的形式现在可以成为我的预言！

如果最终状态不匹配，那么在微体系结构上执行这些状态时肯定出现了错误——这可能表明存在错误。

这正是我们第一次发现这个漏洞的原因，序列化预言的输出不匹配！

解决方案

我们于 2023 年 5 月 15 日向 AMD 报告了此漏洞。

AMD 已针对受影响的处理器发布了微码更新。你的 BIOS 或操作系统供应商可能已经提供了包含它的更新。

变通方案

强烈建议使用微码更新。

如果由于某种原因无法应用更新，有一个软件变通方法：可以设置 chicken bit DE_CFG[9]。

这可能会带来一些性能代价。

Linux

你可以使用 msr-tools 在所有核心上设置 chicken bit：

# wrmsr -a 0xc0011029 $(($(rdmsr -c 0xc0011029) | (1<<9)))

FreeBSD

在 FreeBSD 上，可以使用 cpucontrol(8)。

Others

如果您使用的是其他操作系统，不知道如何设置 MSR，请向供应商寻求帮助。

请注意，仅禁用 SMT 是不够的。

检测方法

我不知道有什么可靠的技术可以检测利用情况。这是因为不需要特殊的系统调用或权限。

绝对不可能静态检测 vzeroupper 的不当使用，请不要尝试！

总结

事实证明，即使在硅片中，内存管理也很困难。