SEIMI：Efficient and Secure SMAP-Enabled Intra-process Memory Isolation

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论文的部分翻译与总结

标题和来源

2020S&P:SEIMI: Efficient and Secure SMAP-Enabled Intra-process Memory Isolation

contribute

  • 提供了一种新奇的domain-based的隔离机制：利用SMAP的机制提出了一种有效防御内存腐败攻击。
  • 一种隔离user 代码的新方法：定义了一种新的安全威胁，在ring运行不信任的user code，然后提出了对于这种威胁的隔离方法。表明了运行user code在privileged mode 是可行的。
  • New insights from implementation and evaluation：（emmmm，这也算贡献吗，讲道理，但是毕竟中科院的论文，说是贡献就是吧，毕竟咱菜）

background

  • A：Information Hiding（IH）technique：即利用随机化的方式将内存放在一个随机位置。
  • B：Intra-process Memory Isolation：进程内部的内存隔离比IH的方法更安全一点。这里指把sensitive data保护起来。其中sensitive data分为三类：1）Confidentiality only. 2）Integrity only 3）Both confidentiality and integrity。同时现有的memory-isolation机制分为两类：一类是address-based，一类是domain-based。前者利用边界检查等方式进行隔离（MPX），后者利用RW权限来进行隔离（MPK）。

PS：前面那三类sensitive data，第一类和第三类貌似有点难以区分，第二类指的是和完整性相关但是不用加密的，比如返回地址啊，PID这类的数据，第一类和第三类比如秘钥啊，随机数啊这些的东西。

  • C：Intel VT技术
  • SMAP和smep技术：防止kernel运行userspace的code（smep），防止kernel获取userspace的数据（smap），类似的有ARM中的PAN和RISC-V中的SUM。同时RFLAGS寄存器的AC（access control）flag用于控制是否允许Supervisor-mode访问User-page。

Threat model

  • seimi的目的是为了提供进程内部的隔离，即提供一块安全的内存区域，防御被内存腐败攻击。并且假设目标程序可能具有能够被攻击的漏洞，使得攻击者获得二进制读写能力。但是seimi认为程序编写者不是恶意的，即恶意软件不算在保护的范畴。
  • 同时假设内存腐败防御是安全的，也就是说打破seimi的内存隔离是损坏内存防御的前提条件。
  • 当seimi有效的时候，攻击者不能执行code注入攻击和code-reuse攻击，即不能恶意地修改SMAP flag。
  • 同时认为OS是信任的并且安全的。

Design

high-level

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隔离的domain被认为是user-page，其余的内存都被设定为S-page，如图所示。当受信任的code要访问isolate memory时候，执行STAC去disbale smap，当完成访问后执行CLAC去enable samp。并且smap是线程安全的，即一个线程所在的CPU核disable了smap，别的CPU核仍然是不允许访问的（这是由于smap是由RFLAGS寄存器控制的，线程安全的），并且STAC/CLAC指令比switching MPK更快。

同时由于在ring-0（S-mode）运行untrust的程序可能会攻击内核，所以seimi把kernel放在ring -1运行，即用VT-x技术将应用程序和kernel分离，将应用程序放在VMX non-root mode（guest），kernel放在root mode（host）。

challenge and approaches

  • 需要区分SMAP的Read和write权限：通过分配两个虚拟地址指向同一个物理地址来区分，其中一个映射设置为U-page，可以用于read和write，另一个映射设置为S-page，并且只允许读。
  • 防止泄露一些关键的特权级数据结构比如IDT，PGTable，SDT等：把特权数据结构以及他们的操作放在了VMX root mode下。通常当内核访问这些数据结构的时候都是通过系统调用，中断和异常来操作的，所以利用VT-x技术去拦截这些操作，导致VMExit。
  • 可能会在特权级下滥用硬件的特性，比如使用mov 指令修改pagetable的WPbit来修改权限等：1）触发VMexit，并暂停执行。2）使运行结果失效。3）引发处理器异常并禁用执行。

architecture

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如上图示SEIMI的整体架构，它将kernel放在VMX root mode 下，进程运行在vmx non-root模式下的ring0和ring3，其中ring3部分用以isolation，别的process运行在vmx root 模式下的ring3.

SEIMI包含了三个组件，包括

  • 内存管理：用以目标process的管理和配置regular/isolated 的内存区域
  • 特权级指令的预防：预防特权指令被攻击者滥用
  • event的重定向。：配置和截断vmexit，当应用使用syscall，中断和异常时候，触发vmexit。

内存管理

因为non-root mode没有 kernel，所以page table要在host的kernel中进行管理，然后将host的pagetable 拷贝到guest作为guest的pagetable，并且修改相应的S-page和U-page即可。并且这样带来一个好处是guest并不能获取page table，因为那是host kernel memory 分配的，guest不能访问到host。同时为了减轻开销，复制全部的page table比较耗时，所以只复制第一层的page table。由此提出了一个shadow mechanism。

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A shadow mechanism for (only) page-table root.

如图a所示，将host的PML4的前面256个entry设为u-page，后面256设为S-page。然后把这一页copy给process（图片中称为PML4’ page），它将后面256个kernel的entry清除（因为guest不能访问kernel的页），其余的256个user的page是一样的。

Configuring the U-page and S-page.

在page table中，如果所有级别的页表的U/S bit都是1，则它将是u-page，否则任何一个级别的是0，则它是S-page。而在guest中，0-254entry被设置成S-page，255设置成U-page。从而形成二者的隔离。

Supporting the read-only isolated S-page region.

SEIMI将#254 entry设置成R/W为0，而#255 entry设置成R/W为1，从而在user mode下是可读可写， supervisor mode下只能读。

特权级指令的预防（这部分内容比较多且细节，详细内容看paper，讲很清楚）

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上表列出了所有预防的特权指令，

文中细讲了exp type中的部分指令：

#UD VMCS中配置了运行这些会触发

#GP:如何利用段描述符和segment cache来阻止切换segment等等。

#PF：page fault

INV：不让运行

重定向event

system call handling

由于syscall指令不能将控制权从non-root mode切换成root-mode，由此可以用vmcall代替syscall。其中利用设置IA32_LSTAR MSR寄存器，当syscall发生时候，控制流转而运行vmcall指令，然后下一条指令地址会被存储在RCX寄存器中，然后seimi通过在rootmode中重定向到相应的syscall，然后再通过vmresume指令返回，并jmp %rcx运行。

Hardening system calls against confused deputy

一些系统调用比如read和write会以地址和count作为参数，通过对这些系统调用进行校验，防止访问到隔离的区域（即non-root mode下的ring0 想去访问ring3.）

Interrupts and exceptions handling

所有的异常和中断都会触发vmexit，从而进入到seimi中，然后seimi根据中断向量表，进行检查后call handler。

Linux signal handling

具体看paper。