KPTI补丁分析

1 KPTI概述

KPTI(Kernel PageTable Isolation)全称内核页表隔离。KPTI是由KAISER补丁修改而来。之前，进程地址空间被分成了内核地址空间和用户地址空间。其中内核地址空间映射到了整个物理地址空间，而用户地址空间只能映射到指定的物理地址空间。内核地址空间和用户地址空间共用一个页全局目录表(PGD表示进程的整个地址空间)，meltdown漏洞就恰恰利用了这一点。攻击者在非法访问内核地址和CPU处理异常的时间窗口，通过访存微指令获取内核数据。为了彻底防止用户程序获取内核数据，可以令内核地址空间和用户地址空间使用两组页表集(也就是使用两个PGD)。

图1 修改后的进程地址空间

2 问题

当然事情并没有那么简单，有两个问题：

问题1： X86架构中，在上下文切换的间隙（注意是间隙）内存中的一部分需要对内核空间和用户空间都是有效的，也就是说在切换CR3之前内核就要开始工作了。 

问题2：修改CR3时，CPU会冲刷TLB，从而带来很大的性能问题

3 KPTI实现机制

在KAISER的论文中针对这两个问题，提出了以下解决方案

3.1 影子地址空间(Shadow Address Spaces)

KPTI中每个进程有两个地址空间，第一个地址空间只能在内核态下访问，可以创建到内核和用户的映射（不过用户空间受SMAP和SMEP保护，具体可查询Intel手册）。第二个地址空间被称为影子地址空间，只包含用户空间。不过由于涉及到上下文切换，所以在影子地址空间中必须包含部分内核地址，用来建立到中断入口和出口的映射。

当中断在用户态发生时，就涉及到切换CR3寄存器，从影子地址空间切换到用户态的地址空间。中断上半部的要求是尽可能的快，从而切换CR3这个操作也要求尽可能的快。为了达到这个目的，KAISER中将内核空间的PGD和用户空间的PGD连续的放置在一个8KB的内存空间中。这段空间必须是8K对齐的，这样将CR3的切换操作转换为将CR3值的第13位(由低到高)的置位或清零操作，提高了CR3切换的速度。

用户空间和内核空间的PGD分布示意图

3.2 内核空间的最小映射

上文提到，在从影子地址空间切换到内核地址空间的过程中，为了使得内核在CR3切换之前就能够开始工作，影子地址空间必须包含部分内核地址空间。

如下图所示，阴影处就是在陷入内核态过程中，需要映射的内核数据和代码。图a 是常规OS的进程的地址空间。图b和图c是页表隔离后的进程地址空间，两者的区别再与是否使用了SMAP和SMEP机制。

那么如何确定影子地址空间应该映射那些内核数据呢？由于中断可能发生在用户态，所以应该包含中断向量表（IDT），中断栈，中断向量。另外内核栈，GDT和TSS也应该映射到影子地址空间。

4 性能与开销（performance and overhead）

4.1 TLB

在intel手册中提到，线性地址的高位被称为页号(page number)，低位被称为页偏移（page offset, 如果页大小是4K则是低12位）。物理地址的高位被称为页框（page frame）。

TLB用于加速从线性地址到物理地址的转换，本质上还是一种缓存。TLB使用页号来获取线性地址所对应的页的基地址。TLB中的每一项包含以下内容：

1. 页号对应页的物理地址

2. 页的访问权限（R/W，U/S ）

3. 页属性（dirty flag，memory type）

    

图4-1  基于TLB的访存过程

一个处理器可能包含不同类型的TLB，比如专用于取指令的TLB和用于数据访问的TLB

切换CR3时，CPU会隐式的冲刷TLB。TLB的miss penalty可以达到10 – 100 个 时钟周期（clock cycles）。内存中的一些页（比如共享库）的一些页是由所有的进程共享的。这些页由页表项的全局位（G）来标示。共享页并不会参与TLB的隐式冲刷。

有两种方法防止数据的泄露，第一种需要冲刷整个TLB，而第二种则是禁用页表项的全局位。

通过PCID的使用可以缓解由于冲刷TLB带来的性能问题。

4.2 Process-Context Identifiers（PCID）

PCID全称进程上下文标示符，CR4寄存器的PCIDE位表示是否启用CPU的PCID功能。PCIDE=1表示启用PCID。启用之后，CR3（页目基址寄存器）的低12位用来存储PCID。每个进程都有一个PCID，当未启用PCID时，CR3的低12位为全0（000H）。

Intel手册对于TLB失效的行为作出了很详细的解释，在使用mov指令修改CR3时会使TLB失效（mov to CR3），具体行为如下：

1. 如果CR4.PCIDE = 0（表示未启用PCID），CPU会使所有与PCID 000H关联的TLB缓存项(TLB entry)失效，除了全局页。

2. 如果CR4.PCIDE = 1（启用PCID），并且源操作数的第63位=0，源操作数的0-11位为指定的PCID。那么CPU会使所有与指定PCID关联的TLB缓存项失效。TLB中与其他PCID关联的TLB缓存项并不会失效。

3. 如果CR4.PCIDE=1，并且源操作数的第63位=1，CPU不会对TLB做任何的失效操作。

5 代码分析

我们选取linux4.15版本作为演示，说明KPTI补丁的内核中的分布 
这是4.15版本和PTI（pagetable isolation）有关的diff stat. 可以看到共涉及到45个文件的修改，插入了1636行代码，删除202行代码。

增加代码行数的前三名是

1. mm/pti.c

2. arch/x86/include/asm/tlbflush.h

3. arch/x86/entry/calling.h

5.1 arch/x86/mm/pti.c

pti.c是补丁新增的文件. 其中的入口函数是pti_init(), 该函数在init/main.c中的mm_init()函数中调用。这个文件中的函数总共分为两种，第一种类似pti_clone_user_shared()，将内核的页表项复制到用户空间。第二种类似pti_user_pagetable_walk_p4d(unsigned long address)，根据参数中的虚拟地址,得到该地址相应的页表项指针。

1. void __init pti_init(void)

2. {

3.    if (!static_cpu_has(X86_FEATURE_PTI))

4.        return;

6.    pr_info("enabled\n");

8.    pti_clone_user_shared();

9.    pti_clone_entry_text();

10.    pti_setup_espfix64();

11.    pti_setup_vsyscall();

12. }

5.2 arch/x86/include/asm/tlbflush.h

该文件包含一系列的有关TLB flush的函数 
在KPTI中并不仅仅使用PCID，由于内核中的进程地址空间标示符必须从0开始。所以ASID是地址空间真正的标示符。又因为补丁中进程的地址空间有两个部分，所以我们需要两个PCID。kPCID内核空间使用的标示符。uPCID用户空间使用的标示符。

1. * ASID  - [0, TLB_NR_DYN_ASIDS-1]

2. *         the canonical identifier for an mm

3. *

4. * kPCID - [1, TLB_NR_DYN_ASIDS]

5. *         the value we write into the PCID part of CR3; corresponds to the

6. *         ASID+1, because PCID 0 is special.

7. *

8. * uPCID - [2048 + 1, 2048 + TLB_NR_DYN_ASIDS]

9. *         for KPTI each mm has two address spaces and thus needs two

10. *         PCID values, but we can still do with a single ASID denomination

11. *         for each mm. Corresponds to kPCID + 2048.

1. #define CR3_HW_ASID_BITS        12

3. # define PTI_CONSUMED_PCID_BITS 1

5. /*

6. * 6 because 6 should be plenty and struct tlb_state will fit in two cache

7. * lines.

8. */

9. #define TLB_NR_DYN_ASIDS    6

5.3 /arch/x86/entry/calling.h

calling.h 是系统调用的入口函数，用于处理系统调用时的寄存器保存操作。系统调用涉及到由用户态到内核态的切换。所以calling.h需要修改。

以下一系列的汇编宏指令涉及到用户PGD和内核PGD的切换. 下面我们挑选几个宏进行说明：

1. SWITCH_TO_KERNEL_CR3

该宏的任务是清楚CR3存储的PCID，并将CR3的第13置1，从而使其指向内核PGD

1. .macro SWITCH_TO_KERNEL_CR3 scratch_reg:req

2.    ALTERNATIVE "jmp .Lend_\@", "", X86_FEATURE_PTI

3.    mov %cr3, \scratch_reg

4.    ADJUST_KERNEL_CR3 \scratch_reg

5.    mov \scratch_reg, %cr3

6. .Lend_\@:

7. .endm

2. SWITCH_TO_USER_CR3_NOSTACK 
该宏的任务是根据进程的ASID判断其TLB是否需要flush, 如果不需要就在CR3中标记为no_flush。随后将kPCID转换为uPCID，并使CR3指向用户PGD。 
这一切都在很短的时间内发生，因为它们只是对CR3寄存器的置位操作。

1. .macro SWITCH_TO_USER_CR3_NOSTACK scratch_reg:req scratch_reg2:req

2.    ALTERNATIVE "jmp .Lend_\@", "", X86_FEATURE_PTI

3.    mov %cr3, \scratch_reg

5.    ALTERNATIVE "jmp .Lwrcr3_\@", "", X86_FEATURE_PCID

7.    /*

8.     * Test if the ASID needs a flush.

9.     */

10.    movq    \scratch_reg, \scratch_reg2

11.    andq    $(0x7FF), \scratch_reg     /* mask ASID */

12.    bt  \scratch_reg, THIS_CPU_user_pcid_flush_mask

13.    jnc .Lnoflush_\@

15.    /* Flush needed, clear the bit */

16.    btr \scratch_reg, THIS_CPU_user_pcid_flush_mask

17.    movq    \scratch_reg2, \scratch_reg

18.    jmp .Lwrcr3_pcid_\@

20. .Lnoflush_\@:

21.    movq    \scratch_reg2, \scratch_reg

22.    SET_NOFLUSH_BIT \scratch_reg

24. .Lwrcr3_pcid_\@:

25.    /* Flip the ASID to the user version */

26.    orq $(PTI_USER_PCID_MASK), \scratch_reg

28. .Lwrcr3_\@:

29.    /* Flip the PGD to the user version */

30.    orq     $(PTI_USER_PGTABLE_MASK), \scratch_reg

31.    mov \scratch_reg, %cr3

32. .Lend_\@:

33. .endm

参考

http://www.wowotech.net/memory_management/tlb-flush.html 

Intel® 64 and IA-32 Architectures Software Developer Manuals 

linux 4.15源码 

[1] D. Gruss, M. Lipp, M. Schwarz, R. Fellner, C. Maurice, and S. Mangard, “KASLR is dead: Long live KASLR,” Lect. Notes Comput. Sci. (including Subser. Lect. Notes Artif. Intell. Lect. Notes Bioinformatics), vol. 10379 LNCS, pp. 161–176, 2017.

后记

由于作者水平有限，可能某些方面叙述的不够准确，望各位读者海涵。也希望大家能够来踊跃拍砖。