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Neste artigo vamos abordar os principais tópicos referentes a microprocessadores modernos como hierarquia de memória, pipelines, execução fora de ordem e analisar como essas features contribuiram para o surgimento de vulnerabilidades especulativas como o Spectre e o Meltdown. Como CPUs funcionam? As CPUs contêm um grupo de comandos bem definidos que permitem realizar operações lógicas e aritiméticas, ler e escrever na memória, fazer comparações, e controlar o fluxo de execução do próprio programa. O programador tem acesso a parte dessa interface da CPU através de instruções de máquina, que permitem ao programador solicitar diretamente à CPU para que esses comandos sejam realizados. Um exemplo de sequência de instruções é: 1.mov ax,8 2.mov bx,10 3.add ax,bx Registradores são as unidades de armazenamento mais rápidas em termos de tempo de acesso, pois estão presentes dentro da CPU e estão fisicamente próximas das unidades de execução, que serão responsáveis por realizar as operações matemáticas na Unidade Lógica aritimética (ULA). No exemplo acima foram utilizados dois registradores, o ax e o bx para realizar uma soma. Para o programador é importante que essas instruções sejam executadas na ordem correta, pois caso as instruções 2 e 3 troquem de posição isso poderia resultar em um comportamento inesperado do programa. Todavia, o ciclo completo de execução de uma única instrução possui várias etapas demoradas. Entre elas pode-se citar: - A leitura da própria instrução; - A decodificação da instrução pela CPU, realizando o chaveamento e a decisão de qual caminho o dado manipulado deve tomar; - A resolução dos acessos a memória, se houverem; - A execução da operação aritimética ou lógica, se houver; - A escrita do resultado na memória, se houver. Hierarquia de memória Para compreender por que certas operações demoram mais que as outras é preciso abordar o conceito de hierarquia de memória. Devido a questões de tecnologia empregada, proximidade física e densidade de armazenamento, os computadores utilizam uma combinação de dispositivos de armazenamento. Em geral componentes mais rápidos como registradores e caches localizam-se próximos a CPU, pois são constantemente utilizados. Esses componentes priorizam velocidade acima de densidade de bits ou custo e pelo fato de estarem próximos ao local de uso estão restritos a uma quantidade pequena. No outro extremo estão componentes lentos, mas com alta capacidade como SSDs e HDDs, que acabam priorizando armazenamento total e custo ao invés de velocidade. | Tecnologia empregada | Tempo tipico de acesso | $ por GB em 2012 | | -------- | -------- | -------- | | SRAM | 0.5-2.5 ns | $500-$1000 | | DRAM | 50-70 ns | $10-$20 | | FLASH | 5000 5000 | $0.75-$1.00 | | Disco Magnético | 5000000 - 20000000 ns | $0.05-$0.10 | Adaptado de Computer Organization and Design RISC-V Edition: The Hardware Software Interface Localidade Temporal e espacial A hierarquia de memória se baseia no princípio de que o acesso aos dados não é puramente aleatório. Devido à estrutura das operações mais comuns em programas como loops, acessos sequenciais a listas, e até mesmo o acesso das próprias instruções que tendem a seguir um fluxo sequencial, tem-se os conceitos de localidade temporal e espacial. A localidade temporal é quando um dado recentemente acessado tem alta probabilidade de ser acessado novamente, como em índices de loops e contadores. A localidade espacial diz respeito ao acesso de posições de memória próximas. Por exemplo, quando o elemento 2 de uma lista é acessado, provavelmente o elemento 3 também será. Quando esses dados são trazidos para níveis superiores da hierarquia de memória, a próxima vez que esses itens precisarem ser acessados, os níveis inferiores não precisarão ser consultados, permitindo um acesso mais rápido ao dado. Hit rate, Miss rate Sabendo as taxas de acerto dos componentes da hierarquia pode-se calcular o tempo de acesso médio a memória e observar o impacto que determinados componentes possuem. Tomando como exemplo (não muito realista) a seguinte estrutura: | Componente |Tempo de acesso | Taxa de Acerto | | -------- | -------- | ----- | | Cache | 2 ns | 90% | | DRAM | 70ns |90% | | FLASH |5000ns |100% | Acontece que: Em 90% dos acessos o dado estará na cache e tempo de resposta será 2ns; Em 90% das 10% (9%) das ocorrências em que o dado não estava na cache, ele estará na DRAM e o tempo de resposta será 2ns (busca na cache) + 70ns (busca na DRAM); Nos 1% de acessos que não foram satisfeitos pelos componentes superiores o tempo de acesso será 5000ns +70ns+2ns. Portanto, o tempo médio de acesso será: 0.9 * 2ns + 0.09 * 72ns + 0.01 * 572ns = 14ns Ao remover a cache o tempo médio subiria para: 0.99 * 70ns + 0.01 * 570ns = 75ns Pipeline Conforme visto no programa abaixo, diversas etapas são necessarias para a execução completa de uma instrução. Todavia, durante esse processo o dado é utilizado apenas em um componente por vez, deixando os demais elementos da CPU ociosos, por exemplo durante o cálculo de uma soma na ULA não existem leituras de instruções feitas pela memória. Uma forma de melhorar o Throughtput de instruções seria permitir que os componentes ociosos trabalhem em forma de uma cadeia de produção, assim como ocorrem em uma linha de montagem, permitindo então reduzir o período de clock total pois cada etapa do processo pode ser feita em menos tempo. |Operação | 1 | 2 | 3 | 4 | 5 | 6 | 7 | |------------------------------------------------| |Leitura de instrução| A | B | C | | | | | |Decodificacao | | A | B | C | | | | |Execução | | | A | B | C | | | |Memória | | | | A | B | C | | |Escrita | | | | | A | B | | Diagrama da execução das instruções A B e C ao longo dos ciclos 1-7 no estágio 3 por exemplo as unidades de Leitura, decodificação e execução estão ativas simultaneamente Todavia ao contrário de uma linha de produção em uma fábrica, instruções não são completamente independentes umas das outras. Considere a seguinte sequência: A. add ax,[bx] B. jz $+1 C. nop Neste caso, a finalização da instrução A ocorrerá no melhor dos casos, apenas no ciclo 5, podendo levar ainda mais tempo dependendo de qual posição na hierarquia de memória o dado apontado por bx está. Todavia o pipeline necessita escolher se faz a leitura da instrução C ou a próxima ($+1) logo no ciclo 3. Quando isso ocorre, a CPU pode decidir esperar o resultado da operação o que acarretaria em perda de performance ou realizar uma predição sobre o pulo. Predição O exemplo acima trata de um desvio condicional. Ou seja, existem apenas dois caminhos possíveis que a CPU pode executar, tomar ou não tomar o pulo. Para auxiliar a decisão existem componentes internos na CPU chamados preditores de desvio, que coletam informações sobre os pulos recentes tomados para auxiliar na decisão. O exemplo mais simples é do contador de saturação ilustrado abaixo. Quando o desvio é tomado diversas vezes o preditor se adapta e passa a aceitar os próximos pulos tomados. Preditor condicional de 2 bits. Extraido de https://en.wikipedia.org/wiki/Branch_predictor if (*canRun){ f1(); } else{ f2(); } Exemplo de código que pode gerar comportamento especulativo caso a variável apontada por canRun não esteja na cache por exemplo Quando é necessário predizer o próximo endereço, é realizada uma execução especulativa ou seja, o processador não tem certeza se o caminho de execução está correto, então todos os resultados feitos a partir da predição são armazenados em registradores de rascunho. Quando a condicional que gerou a execução especulativa for resolvida (canRun foi lida da memória por exemplo), caso o caminho tomado esteja correto os resultados são gravados nos registradores verdadeiros, levando a um ganho de desempenho. Se o caminho tomado estiver incorreto os resultados presentes nos registradores de rascunho são descartados e é necessário executar o caminho correto dessa vez, levando a um desempenho semelhante ao obtido se o processador tivesse esperado a avaliação ter sido concluida. Processador superescalar e execução fora de ordem As CPUs modernas possuem mais do que uma única unidade de execução por núcleo, permitindo em algumas situações realizar mais do que uma instrução por ciclo de clock. Para que o uso de mais de um unidade de execução simultânea seja funcional ele deve ser capaz de alocar as instruções sem que haja uma alteração no resultado da operação a ser computada visando paralelizar as operações a serem realizadas. As instruções podem ser re-ordenadas e executadas fora de ordem desde que a dependência entre elas seja obedecida. Para que as instruções possam ser reordenadas elas devem respeitar os três riscos ao pipeline Read After Write mov rax,2 mov rbx,rax Não podem ser trocadas de ordem pois o resultado da segunda instrução seria alterado Write After Read mov rbx,rax mov rax,2 Não podem ser trocadas de ordem pois o resultado da primeira instrução seria alterado Write After Write mov rbx,rax mov rax,rbx Não podem ser trocadas de ordem pois o resultado de ambas instrução seriam alterados Desde que respeitadas essas dependências a CPU pode reordenar instruções para executar várias operações em paralelo. Abaixo esta representada a unidade de execução de uma CPU moderna. Unidades de execução presentes em um único núcleo de uma CPU modernas intel. Extraído de https://mdsattacks.com/ Uma forma simples de demonstrar o paralelismo a nivel de instrução é com o código a seguir. No primeiro bloco existem 200 instruções inc esi . Devido a dependência Write after Write elas não poderão ser trocadas de ordem ou executadas em paralelo. No segundo bloco existem 100 instruções inc esi e 100 instruções inc edi. Embora haja dependência entre o valor atual do registrador esi e o anterior, o par de instruções pode ser executado em paralelo, pois não há dependência entre eles. Dessa forma, é esperado um desempenho próximo de 200 ciclos para o primeiro bloco e próximo de 100 ciclos para o segundo bloco. Foram utilizadas as instruções rdtsc para realizar a medição do "tempo" de execução e lfence para serializar a instrução rdtsc, garantindo que ela não será reordenada. O resultado do programa (executado em um i5-7500) mostra 264 ciclos para o primeiro bloco e 146 para o segundo. Considerando o overhead esperado pela execução do rdstd; lfence os resultados indicam um throughput mínimo de 0.75 instruções por ciclo para o primeiro bloco e 1.36 para o segundo bloco, evidenciando o comportamento superescalar da CPU. //gcc -masm=intel -o ilp ilp.c #include <stdio.h> int main(){ int time1; int time2; asm __volatile__( "lfence ;" "rdtsc ;" "lfence ;" "mov ecx,eax ;" ".rept 200 ;" "inc esi ;" ".endr ;" "lfence ;" "rdtsc ;" "sub eax,ecx ;" "mov %0,eax ;" :"=r"(time1) ); asm __volatile__( "lfence ;" "rdtsc ;" "lfence ;" "mov ecx,eax ;" ".rept 100 ;" "inc edi ;" "inc esi ;" ".endr ;" "lfence ;" "rdtsc ;" "sub eax,ecx ;" "mov %0,eax ;" :"=r"(time2) ); printf("Ciclos gastos no bloco 1: %i\n",time1); printf("Ciclos gastos na bloco 2: %i\n",time2); } $ ./ilp Ciclos gastos no bloco 1: 264 Ciclos gastos na bloco 2: 146 Operação da Cache A Cache de um processador funciona como uma pequena e rápida memória dentro do chip da CPU que salva o conteúdo dos últimos e próximos endereços a serem acessados. Quando uma CPU solicita um byte para a memória devido ao barramento ser de 64 bits e as memórias serem otimizadas para operação em modo burst bem mais dados do que o que foi solicitados chegam a CPU, assim a cache guarda os dados recebidos para quando eles forem solicitados novamente não seja necessário requisitar a memória novamente e a resposta seja muito mais rápida. A cache armazena os dados em forma de linhas, onde cada linha contém múltiplos bytes (64 bytes atualmente). Quando o endereço solicitado chega a cache, ele é dividido da seguinte forma: | Tag | Set | Offset| | --- | --- | --- | Offset é a posição do byte na linha da cache, Set é o endereço da linha na Cache e a Tag é o restante. A tag é guardada para poder diferenciar endereços com mesmo set e offset. Em uma CPU com 256 linhas e 64 bytes cada linha o tamanho de cada parte seria: |Offset | bits 0-5 | |Set | bits 6-13 | |Tag | bits 14-63 | Paginação e Translation Lookasidebuffer Processadores modernos necessitam executar múltiplos programas simultaneamente, para isso um dos problemas a ser resolvido é o gerenciamento de memória.Um processo A não deve ser capaz de ler ou escrever na memória de um processo B, se isso fosse possível um programa mal escrito provavelmente causaria um crash acidental nos demais programas ao escrever no endereço errado, ou então um malware seria capaz de ler memória de outros usuários da mesma máquina. Além disso, programas que foram compilados para utilizarem endereços virtuais idênticos devem ser capazes de executar ao mesmo. O compilador não é capaz de conhecer previamente quais endereços estarão sendo utilizados durante a execução do programa.Para isso, o sistema operacional é responsável em realizar a tradução de endereços virtuais(escolhidos pelo compilador) para endereços físicos(utilizados pelo chip de ram). #include <stdio.h> int main(){ printf("ola mundo!\n"); } $objdump -s test Contents of section .rodata: 402000 01000200 6f6c6120 6d756e64 6f2100 ....ola mundo!. Endereço virtual 0x402000 utilizado para a string "ola mundo!" Os sistemas operacionais atuais isolam a memória de processos através de paginação. Toda vez que um programa acessa a memória o endereço é traduzido de endereço virtual para físico através da consulta da tabela de páginação no sistema operacional. Essa tradução é feita através da tabela de paginação, uma região de memória em que o kernel pode escrever os valores do endereço físico de cada página a ser traduzida. Por questões de economia de espaço, ela é dividida em níveis. Caso essa divisão não exsitisse, para páginas de 4kb de tamanho e 48-bits de espaço de endereçamento e 8 bytes de entrada seriam necessários 2^36 indices, portanto 2^36 * 8 = 512GB para um único processo. Quando a tabela de paginação é divida em dirietórios, se o diretório superior possui 10 entradas, apenas as entradas utilizadas provocarão uma alocação dos diretórios inferiores, reduzindo o total de espaço alocado para a tabela de paginação. É importante ressaltar que junto ao endereço físico armazenado em cada entrada, estão presentes também as permissões da cada página como leitura, escrita e execução. Caso uma instrução viole a permissão de leitura ou escrita por exemplo a CPU gera uma exceção de Segmentation Fault que pode fazer com que a execução do programa seja suspensa. Esquema de páginação de 4 níveis utilizado no linux. Adaptado de https://jasoncc.github.io/kernel/jasonc-mm-x86.html Para aumentar o desempenho essa tabela é cacheada através do Translation lookaside buffer, que guarda os mapeamentos recentes entre endereço virtual e físico, evitando assim com que a memória seja consultada toda vez que um endereço seja acessado. Quando uma troca de contexto ocorre como o chaveamento entre dois processos, o registrador CR3 que aponta para a base da tabela é trocado e a TLB deve receber um flush para invalidar suas entradas. --- Observação Devido ao desuso da segmentação, o endereço virtual usualmente será o mesmo que o endereço linear que seria obtido após a segmentação e utilizado como entrada para o mecanismo de paginação. --- Observando o estado da micro arquitetura - Cache Side Channels Attacks Um ataque de side channel é um ataque que ao invés de buscar uma falha no algoritmo, exfiltra ou obtem informação sensível de um sistema baseado em algum efeito colateral durante a sua execução. Alguns exemplos de side channel Frequencia de rádio Air-Fi permite um atacante exfiltrar dados de um computador comprometido mas sem acesso a internet, utilizando o barramento de memória como placa de rede sem fio. TempestSDR permite um atacante recuperar a imagem transmitida para um monitor através das ondas eletromagnéticas transmitidas pelo cabo HDMI. Consumo de energia Ataques de análise de consumo de energia podem ser capazes de identificar quais etapas do algoritmo de encriptação estão sendo executadas e assim extrair a chave utilizada. (rhme2 CTF https://github.com/Riscure/Rhme-2016) Tempo Checagens de senhas com tempo variável podem permitir descobrir quantos caracteres em uma senha estão corretos e assim realizar um ataque de força bruta com muito mais facilidade Cache Permite observar efeitos colaterais da execução de outros programas, bem como observar os efeitos de operações internas de CPU que deveriam ser invisíveis ao programador, como execução especulativa por exemplo. Para compreender melhor os ataques a seguir vamos escolher um tipo de side channel de cache que será utilizado como método de exfiltração dos segredos obtidos pelos ataques a seguir. Copy on write e ataques de side channel Porém, nem sempre é desejavel que os processos isolem completamente sua memória. Seções de memória comuns a diversos processos como bibliotecas podem ser compartilhadas através do mecanismo de Copy on Write. Nele, quando uma página é carregada através da syscall de mmap com um arquivo como parâmetro se aquele arquivo já estiver mapeado em memória não é criada uma nova página. Caso o processo deseje alterá-lo, uma cópia privada da página é criada e passa a ser exclusiva para aquele processo, por isso o nome Copy on Write. Embora não haja nenhum problema de segurança inerente desse mecanismo pois para que haja compartilhamento as seções devem ser idênticas, o mero compartilhamento da memória física pode gerar interferências entre processos, como será visto ao analisar o tempo de resposta da memória para essas regiões. Diagrama de dois processos compartilhando a região de bibliotecas. Quando o endereço virtual referente a biblioteca é traduzido, ele aponta para uma única região da memória RAM Exemplo de programa vulnerável a side channel void main(){ //emojiList é compartilhada por COW pois está em uma biblioteca char *flag="segredo"; char t; while (1){ for (int i=0;flag[i]!='\0';i++){ t = emojiList[flag[i] * 160]; } } } No exemplo acima, o conteúdo da variável flag, a principio não conhecida pelo atacante é utilizado como índice para acessar o array `emojiList`. Quando um acesso ocorre, o emoji passa estar presente na cache, de tal forma que o próximo acesso vai ter um tempo de resposta inferior. Sabendo disso um atacante poderia constantemente medir o tempo de resposta de cada valor possível do emojiList e quando detectar um tempo de resposta rápido, inferir qual caracter foi utilizado como índice. Para essa manipulação de cache, são utilizados duas instruções RDTSC - Read Time Stamp Counter, que lê um registrador que conta quantos ciclos se passaram desde o boot da máquina. É utilizada como um relógio muito preciso para a medição de tempo CLFLUSH - Permite invalidar uma linha da cache dado um endereço. É utilizada para impedir que a própria medição do tempo de acesso leve a um falso positivo na proxima medição LFENCE - Realiza uma operação de serialização em todos os pedidos de leitura da memória anteriores a instrução LFENCE. Instruções subsequentes a LFENCE podem ser lidas mas elas não serão executadas especulativamente até a finalização da LFENCE. MFENCE - Funciona de forma semelhante a LFENCE mas funciona também para pedidos de escrita. Um exemplo de medição seria unsigned long probe_timing(char *adrs) { volatile unsigned long time; asm volatile( " mfence \n" " lfence \n" " rdtsc \n" " lfence \n" " movl %%eax, %%esi \n" " movl (%1), %%eax \n" " lfence \n" " rdtsc \n" " subl %%esi, %%eax \n" " clflush 0(%1) \n" : "=a" (time) : "c" (adrs) : "%esi", "%edx" ); return time; } Para que um sistema seja vulnerável a esse tipo de ataque é necessário que haja uma clara distinção entre o tempo de resposta de um dado presente apenas na memória e um dado em cache. Para isso é possível testar: char globalVar[4096]={1,4,7,8,5,9,1}; int main(){ unsigned long t1,t2; unsigned long count=0; double total_access,total_evict; total_access=0; total_evict=0; for(unsigned i=0;i<100;i++){ if (i%2==0){ maccess((void *)&globalVar[44]); } t1=probe_timing((void *)&globalVar[44]); count++; if (i%2==0){ printf("time w acess: %lu\n",t1); total_access+=(double)t1; } else{ printf("time no acess: %lu\n",t1); total_evict+=(double)t1; } } printf("avg cached=%lf\n",total_access/50); printf("avg evicted=%lf\n",total_evict/50); return 0; ... time w acess: 68 time no acess: 304 time w acess: 66 time no acess: 308 avg cached=68.400000 avg evicted=347.200000 # head /proc/cpuinfo processor : 0 vendor_id : GenuineIntel cpu family : 6 model : 158 model name : Intel(R) Core(TM) i5-7500 CPU @ 3.40GHz stepping : 9 cpu MHz : 3408.006 cache size : 6144 KB Botando o tempo de resposta de cada acesso no gráfico, pode-se perceber a diferença do tempo de acesso entre dados presentes na cache e na memória principal e se estabelecer um limite para decidir se o dado esta na cache. Diferença do tempo de resposta da memória para dados em cache O ataque originalmente foi criado para vazar chaves criptográficas entre usuários usando a biblioteca GnuPG. Posterioremente o exploit foi adotado em outros ataques de micro arquitetura como canal para vazar segredos obtidos de forma especulativa. Spectre O spectre se baseia no envenenamento de preditores para realizar a execução de código que não deveria ser executado. Dessa forma um atacante consegue enganar a CPU a burlar checagens de limite ou até obter execução de código (espculativa) no processo da vitima. Isso traz implicações sérias de segurança para o isolamento entre processos e sandboxes como navegadores. Variant 1 - Exploiting Conditional Branch Missprediction if (x < array1_size) y = array2[array1[x] * 4096]; O código acima mostra um exemplo de programa vulnerável ao spectre em que o atacante possui controle da variável x.Na primeira linha existe uma checagem do limite do valor x para impedir que o conteúdo do array1 seja acessado fora desse limite o que poderia gerar uma exceção ou um acesso a um dado sensível no espaço de endereço do processo da vítima. A segunda linha consistem em um alvo para um side channel attack. O conteúdo do array1 é utilizado como indice para o array2. É possível mensurar quais elementos do array2 estão em cache através de ataques como flush+reload caso array2 seja compartilhado via COW ou através de outros side channels mais complexos como prime+probe que não necessitam de memória compartilhada. Utilizando apenas o side channel é possível obter o conteúdo do array1, porém o exploit do spectre amplia o escopo do ataque permitindo vazar endereços fora do limite do array. Manipulação de preditor A primeira linha realiza uma checagem que está passível a ser especulada. Caso o valor de array1_size demore para ser lido, o processador criará um ponto de especulação e tera de decidir se o desvio será tomado. Um atacante com o controle do x pode manipular o preditor para treinar a CPU a sempre executar o bloco dentro da condicional. Supondo um valor de array1_size=10 por exemplo uma sequencia de entradas como: 0,0,0,0,0,0,0,0,20 faria o preditor saturar na posição de desvio não tomado fazendo com que ao tratar a entrada x=20; y = array2[array1[20] * 4096]; seja executado de forma especulativa e o segredo presente na posição 20 seja vazado, o que pode ser outra variável. Exploits dessa categoria são perigosos para navegadores pois podem ser implementados de forma semelhante em javascript. Um código em javascript que seja capaz de ler a memória do próprio processo pode extrair cookies e dados sensíveis de outros domínios. Antes da checagem de limite ser realizada, o preditor de desvio continua a execução no caminho mais provável, levando a uma melhora do desempenho quando correto. Todavia se a checagem do limite for indevidamente predita como verdadeira pode levar um atacante a vazar informação em algumas sitauções. Extraido de: Spectre Attacks: Exploiting Speculative Execution É importante notar também que cada núcleo da CPU possui o próprio preditor de desvio, portanto para que esse ataque seja bem sucedido quando executado em processos diferentes eles sejam escalonados para executarem no mesmo núcleo, seja através do escalonador do sistema operacional ou através de mecanismos Simultaneous MultiThreading (SMT). V2 Poisoning Indirect Branches Conforme já foi abordado, preditores condicionais tem apenas duas opções para escolher sobre o pulo, tomar ou não tomar. Porém existem instruções que permitem pulos para endereços armazenados em variáveis por exemplo que possuem um comportamento um pouco mais complicado de predizer. call rbx ;branch direto jump rcx ;branch direto call [rax] ;branch indireto São todas instruções que necessitam do preditor indireto. Esses tipos de instruções são geradas quando o programa precisa dinamicamente descobrir o que executar. funções que recebem ponteiros para outras funções ou até mesmo Virtual tables podem gerar esse comportamento. Para realizar essa predição a CPU possui um Branch Target Buffer (BTB) que armazena os endereços de origem e destino dos desvios indiretos mais recentes. Diagrama do preditor de desvio Incondicional - Extraído de Exploiting Speculative Execution Para efetuar o ataque o programa do atacante deve treinar o BTB para que quando a vitima execute o desvio indireto o atacante tenha controle do endereço de destino. A técnica utilizada é muito semelhante a Return Oriented Programing (ROP), pois constrói o código de ataque utilizando pedaços do código da vítima, porém não há nenhuma corrupção de memória envolvida.O único meio de obter informação é através do estado da cache. Layout de um ataque de Spectre V2 Para performar o ataque o atacante deve alinhar em seu processo o endereço do pulo ou chamada e treinar o preditor para outro endereço. Como entrada para o preditor são utilizados os endereços virtuais do programa, portanto além de ser necessário identificar a existência de um spectre gadget é necessário também saber o seu endereço. Exemplo de gadget encontrado na função Sleep em ntdll.dll no Windows adc edi,dword ptr [ebx+edx+13BE13BDh] adc dl,byte ptr [edi] Quando os registradores ebx e edi são controlados pelo atacante através de entradas para o programa, o atacante é capaz de fornecer um endereço alvo, tal que ebx = alvo - edx -13BE13BDh e manipular edi para ser a base do array de medição. A primeira instrução executa uma leitura no endereço desejado e a segunda instrução utiliza o segredo lido como endereço para acessar o array. Posteriormente o atacante deve executar um dos ataques de side channel para descobrir qual endereço foi acessado de forma especulativa, vazando assim o dado condido no endereço apontado por alvo. Mitigações Devido ao spectre se basear em padrões específicos de outros programas, a mitigação não é trivial e é usualmente feita de forma individual. Prevenção de especulação É possível utilizar instruções de serialização ou de bloqueio de especulação como LFENCE antes de trechos de código vulneráveis como branches condicionais ou indiretos. Prevenção do envenenamento de branches Alguns mecanismos são capazes de previnir a especulação entre diferentes domínios: Indirect Branch Restricted Speculation (IBRS) impede com que branches de código menos privilegiado afetem branches de código de maior privilégio; Single Thread Indirect Branch Prediction (STIBP) evita que códigos executados no mesmo núcleo e em threads diferentes (exemplo hyperthreading) compartilhem as mesmas predições; Indirect Branch Predictor Barrier (IBPB) permite colocar barreiras que impedem com que o estado do BTB afetem a próxima execução (através de flush do BTB por exemplo); Retpotline substitui as chamadas indiretas por instruções de retorno, e forçam com que o endereço seja especulado para um endereço seguro. Meltdown O Meltdown ocorre devido ao tempo de resposta que uma exeção leva até que a execução do processo seja suspensa, ou a exceção seja tratada. Nesse período, o programa continua a executar de forma fora de ordem e/ou especulativa, mesmo após a ocorrência de uma exceção. O meltdown ameaça a barreiras de segurança sendo capaz de ler memória de outros processos, kernel e até memória de outros usuários em ambientes virtualizados em nuvem. Mapeamento de memória O espaço de endereçamento de um processo em execução é dividido em várias seções, cada uma contendo um ou mais páginas. Texto - Estão presentes as instruções geradas a partir de funções, em resumo é o código do programa possui em geral permissões de leitura e execução; Data - Utilizada para variáveis globais já inicializadas; BSS - Contem as variáveis globais não inicializadas que são portanto criadas com o valor 0; Heap - Armazena as variáveis criadas dinamicamente, como a heap possui tamanho dinâmico; Stack - Guarda as variáveis de escopo local, como variáveis de funções, bem como endereços de retornos. Data, heap, BSS e stack possuem geralmente permissão de leitura e escrita; Kernel - O kernel é mapeado em todos os processos em execução. Páginas de kernel possuem um bit indicando que não são acessíveis em modo usuário, portanto um acesso a essa região provoca um segfault. Embora seja um pouco contraintuitivo, o kernel é mapeado como área do processo por uma questão de performance. Conforme foi visto anteriormente, durante toda troca de contexto é necessário limpar o TLB e ler novamente a tabela de paginação, o que leva tempo e traz um impacto negativo na performance, sobretudo se um programa realiza muitas chamadas de sistema operacional (diversas leituras de arquivo por exemplo), o que força a troca de contexto com maior frequência. Para reduzir esse efeito o kernel é mapeado no espaço de endereçamento virtual do processo, dessa forma não é necessário realizar o flush na TLB. Exceções e execução fora de ordem No exemplo abaixo a primeira linha provoca uma exceção ao ler um endereço de memória que não possui permissão de leitura. Isso fará com que o programa seja terminado e portanto a segunda linha deveria ser incapaz de executar. Porém devido a forte característica de execução fora de ordem do processador, é possível que antes do controle ser passado ao Exception handler, as instruções subsequentes possam ser executadas provocando alteração de estado na micro arquitetura (ex cache), apesar de seus resultados nunca serem resgatados. raise_exception(); access(probe_array[data * 4096]); Fluxo de execução após uma exceção. Extraido de Meltdown: Reading Kernel Memory from User Space Apesar de as instruções serem executadas de forma transiente, o programa ainda está destinado a terminar. Portanto é necessário ou tratar a excessão ou impedir que ela aconteça em primeiro lugar. Tratamento de exceção O caso mais simples de tratameto de exceção é através da execução de um fork logo antes do acesso que gera o seg fault. Dessa forma o processo filho realiza a execução transiente, passando o segredo através de alterações do estado da cache para o processo pai. char readByte(unsigned char *addr){ volatile char tmp; if(fork()){ readSideChannel(); } else{ tmp = probe[(*addr)*4096]; } } O problema ao utilizar fork como tratamento de exceção é o custo de criar um novo processo para a tentativa de leitura de um byte. Uma alternativa mais performática seria utilizar a syscall sys_rt_sigaction para instalar um exception handler que permita a continuação do programa mesmo após a ocorrência de um segfault. No exemplo abaixo, o acesso ao endereço 0 é capturado pelo handler instalado no programa.` #include <stdio.h> #define __USE_GNU #include <ucontext.h> #include <signal.h> void segFaultHandler(int signum, siginfo_t* ignored, void* context) { ((ucontext_t*)context)->uc_mcontext.gregs[REG_RIP]++; printf("Exception captured\n"); } int main(){ struct sigaction sigstruct; sigstruct.sa_handler = SIG_DFL ; sigstruct.sa_sigaction = segFaultHandler; sigstruct.sa_flags = SA_SIGINFO; sigaction(SIGSEGV, &sigstruct, NULL); int a =0; int b = *(int *)a; printf("finished execution\n"); } $./sig Exception captured Exception captured finished execution Supressão de exceção Uma outra alternativa para evitar a finalização do processo é impedir que a exceção seja provocada em primeiro lugar. Utilizando uma técnica muito semelhante a vista na variante 1 do spectre, é possível induzir a CPU a acessar especulativamente o endereço de kernel através de uma perdição incorreta, dessa forma a exceção nunca será gerada. //adaptação do Spectre v1 para Metldown com supressão de exceção if (x < array1_size) y = array2[array1[kernel_offset] * 4096]; Leitura de memória de outros processos Para que o kernel seja capaz de realizar operações como copy_from_user é conveniente que toda a memória física seja mapeada no espaço de endereçamento do kernel. Toda a memória física esta mapeada no kernel. A seção em azul está mapeada tanto acessivel no espaço do usuário quanto no kernel através de mapeamentp direto. Extraído de Meltdown: Reading Kernel Memory from User Space Portanto um ataque que seja capaz de ler memória do kernel, ao iterar pelo espaço de usuário do kernel eventualmente lê a memória dos demais processos em execução. Mitigações Devido a vulnerabilidade se encontrar no comportamento de execução fora de ordem do processador as mitigações não são triviais, embora sejam mais efetivas que o spectre, devido ao comportamento específico de ataque ao kernel do spectre. KASLR De forma semelhante ao Address Space Layout Randomization (ASLR) disponível para modo de usuário, o kernel possui o Kernel Address Space Layout Randomization e serve como mitigação para ataques de corrupção de memória. Embora o Meltdown não se baseia nessa classe de ataques, ao randomizar o endereço base do kernel, o processo de leitura é dificultado. Todavia outras classes de ataque são capazes de revelar esse endereço, como por exemplo colisões de Branch target buffers, conforme descrito por Jump over ASLR. KPTI Kernel Page Table Isolation opera em cima da quantidade de dados que pode ser extraida utilizando o ataque. Quando a mitigação é implementada o kernel passa a gerenciar dois conjuntos de páginas. A parte do kernel mapeada no espaço de endereçamento do usuário é restrita apenas a funcionalidade mínima necessária como executar syscalls e exceções. O segundo conjunto contém além das páginas do usuário todo o mapeamento da memória fisica e pode ser utilizado para operações como copy_from_user. Caso seja necessário, o kernel deve trocar de espaço de endereçamento para o conjunto contendo o kernel completo. Bibliografia Flush + Reload https://eprint.iacr.org/2013/448.pdf Spectre https://spectreattack.com/spectre.pdf MDS attacks https://mdsattacks.com/ Meltdown https://meltdownattack.com/meltdown.pdf RSA power analys https://www.youtube.com/watch?v=bFfyROX7V0s Linux memory management https://jasoncc.github.io/kernel/jasonc-mm-x86.html Sigaction https://man7.org/linux/man-pages/man2/sigaction.2.html Tabela de paginação https://www.kernel.org/doc/gorman/html/understand/understand006.html Jump over ASLR http://www.eecs.umich.edu/courses/eecs573/slides/38 - Secure and Bug-Free Systems.pdf PTI https://www.kernel.org/doc/html/latest/x86/pti.html rhme CTF https://github.com/Riscure/Rhme-2016 Algumas provas de conceito https://github.com/Jos3Luiz/hackeando-cpus Computer Organization and Design RISC-V edition

Neste artigo analisaremos alguns tópicos sobre o tema tanto sob a ótica do desenvolvedor, quanto do hacker, comparando os desafios e técnicas referentes ao desenvolvimento de cheats para jogos online e offline. Jogos single player Do ponto de vista do desenvolvedor a integridade de um jogo single player raramente apresenta um problema para o produto e a comunidade. Devido à ausência de interação entre os jogadores, hacks pouco podem fazer além de obter feitos incríveis como concluir o jogo em tempos recordes ou desbloquear todas as conquistas para que o jogador possa exibir-se para seus amigos. Às vezes é até mesmo desejável pelo desenvolvedor que os jogadores comprometam a integridade do jogo através da criação de Mods, por exemplo, pois eles expandem e renovam o jogo, criando formas completamente diferentes de jogá-lo. Do ponto de vista do profissional de segurança, jogos são uma maneira incrível de testar o seu potencial de engenharia reversa e até mesmo programação, quando você reescreve alguma seção crítica do game, por exemplo. Scanners de memória Sem dúvida jogos são programas complexos. Além de toda a lógica de gameplay o programa deve conter as instruções necessárias para renderizar itens na tela, gerenciar dispositivos de som, receber input do usuário, além de diversas outras funções comuns presentes nas engines como pathfinding, sistema de partículas, gerenciamento de animações, etc. Fazer a engenharia reversa de um jogo tentando compreender cada etapa do programa até encontrar as seções relacionadas à lógica de jogo seria como procurar uma agulha no palheiro. Por este motivo desenvolveram-se ferramentas para inverter esse processo. Com a ajuda de Scanners de memória, a partir de elementos visuais do jogo como vida ou dinheiro, é possível descobrir o valor da variável desejada. Isso permite ao hacker alterar aquele valor ou usar aquela variável (quem acessa esse endereço?) para identificar seções de código relacionadas, criando exploits ainda mais complexos. O processo de scan por valor funciona em três etapas: Escaneia-se um valor conhecido, como vida, dinheiro, pontuação, etc; Altera-se essa variável dentro do jogo para que ela mude de valor; Repete-se as etapas 1 e 2 até obter um número pequeno de possíveis endereços. Ao fim do processo, é possível trocar o valor da variável dentro do jogo, obtendo vantagens como grandes quantias de vida ou dinheiro. O scan de memória funciona buscando todos os endereços de memória do processo que contém aquele exato valor. Quando o segundo scan é feito, ele utiliza a primeira lista de resultado e remove os endereços que não se adequam ao valor atual. Ao fim do processo, sobram bons palpites para o real endereço da variável: Exemplo de Scan de memória usando Cheat engine Scan por proximidade Esta técnica se baseia a partir da relação de proximidade espacial entre as variáveis. Por exemplo, se em um jogo o personagem possuir uma barra de vida cujo valor exato é incerto, uma estratégia possível é buscar por algum valor conhecido associado e após encontrar aquele valor olhar em suas proximidades para checar se a variável vida está lá. Isso ocorre porque na maioria das vezes os programadores armazenam os dados de cada elemento do jogo em objetos ou structs, que são contínuos na memória: Struct player{ Char nome[50]; Int dinheiro; float vida ; float vidaMax ; Imagem *sprite; } Exemplo de Scan por proximidade usando Cheat engine Fuzzing As vezes vale a pena alterar uma região de memória próxima a variáveis importantes e observar se algo mudou dentro do jogo. Apesar de diversas vezes resultar em crashes, às vezes pode render resultados interessantes,descobrindo listas ou IDs de itens: Exemplo de Fuzzing obtendo os endereços da lista de parceiros e desbloqueando personagens não jogáveis Quem acessa esse endereço? e Injeção de código Na maioria dos debuggers é possível adicionar um breakpoint de dado, que trava a execução do programa quando uma instrução faz uma leitura ou uma escrita naquele endereço. Isso pode ser muito útil para encontrar funções relacionadas à aquela variável. Em alguns casos além de apenas alterar o valor de variáveis é interessante alterar também trechos de código para que o programa se comporte diferente. Para isso, uma técnica usada para alterar dinamicamente o código em execução é o code hooking. Esta técnica consiste em substituir uma instrução por um jump para uma região de memória não utilizada ou alocada pelo debugger. Nessa região, além do código removido dar espaço ao jump, podemos adicionar novas instruções. Ao fim do hook ele retorna para o endereço subsequente ao pulo: Esquema de mapa de memória e execução durante um hook Em um dos casos que encontrei tratava-se de um jogo onde a pontuação mudava dinamicamente a cada nível, com isto, apesar do valor da variável da pontuação ser conhecida, trocar manualmente seu valor era desconfortável. Portanto, adicionando um breakpoint de dado no valor da pontuação encontrei a função que checa se a pontuação foi atingida a cada quadro: 1.mov eax,[ecx+000000A0] ;Pontuação atual lida 2.mov ecx,[ecx+000000A4] ;Pontuação meta lida 3.cmp eax,ecx ; compara os pontos atuais com a meta 4.<--je 05AE94C6 5.mov eax,[ebp+08] 6.mov eax,[eax+000000A8] 7.test eax,eax 8.jne 05AE9C7F ;Todo este trecho é pulado se não atingirmos a meta 9.mov eax,[ebp+08] 10.movzx eax,byte ptr [eax+7C] 11.test eax,eax 12.jne 05AE9C7F 13.-->mov eax,[ebp+08] 14.mov eax,[eax+28] ;resto da função 15.mov ecx,eax ... Apesar de ser muito difícil interpretar o que toda a função faz, apenas as 4 primeiras instruções são importantes. Se a pontuação atual for diferente do objetivo, o trecho do meio responsável por passar de fase não roda. Eu tentei remover apenas o jump e forçar sua execução mas o jogo trava, provavelmente devido a uma comparação futura com a pontuação. Portanto, a ideia é roubar o fluxo de execução logo antes da comparação da instrução 3 ser executada. Para descobrir o endereço de onde deve ser injetado o pulo é possível fazer um scan por Array of bytes. No caso buscamos o padrão das instruções acima. Essa é uma maneira consistente de manter o cheat funcionando mesmo após atualizações que modifiquem o binário, pois mesmo que o endereço da função mude, dificilmente suas instruções serão alteradas O Cheat Engine em especial permite escrever um script que realiza essa busca e aplica o hook. Quando o script está ativo ele aplica os patches necessários, enquanto está desativado ele reverte as alterações para o código original. Dessa forma foi simples criar um botão de auto win para qualquer estágio do jogo: aobscan(INJECT,8B 89 A4 00 00 00 3B C1 74) ;sequência de instruções a ser buscada alloc(newmem,$1000) [ENABLE] code: mov eax,[ecx+000000A4] ;Instrução original de leitura - lê a meta mov [ecx+000000A0],eax ;copia a meta para a pontuação atual mov ecx,eax ;e também para o registrador onde está a pontuação atual jmp return ;volta para a execução normal de código Exemplo de injeção de código criando um botão de auto win Exemplo de injeção de código alterando o comportamento dos inimigos para curar o jogador Online multiplayer Enquanto nos jogos single player o uso de cheats traz pouco ou nenhum problema para os demais jogadores, quando se trata de multiplayer online, sobretudo dos jogos mais competitivos, cheats podem se tornar um pesadelo quando jogadores passam a obter vantagens absurdas sobre os demais, criando um ambiente injusto e frustrante dentro da partida. Felizmente as engines que suportam multiplayer já são pensadas com a segurança em mente, mitigando a maioria das técnicas discutidas na seção sobre single player. Modelo de cliente servidor O modelo de cliente servidor assume que existe uma máquina na rede que possui autoridade sobre as demais máquinas, máquina esta chamada de servidor. O servidor também contém um único estado do jogo que é replicado para os demais clientes. Toda a interação entre jogadores deve passar pelo servidor, já que os clientes não possuem nenhuma conexão entre si. Com isto, é tarefa do servidor validar todos os inputs recebidos antes de replicá-los. Existem duas formas de interação servidor-cliente, são elas Remote Procedure Calls (RPCs) e Replicação de Variáveis. RPCs são um pedido feito para outra máquina rodar um código específico e estes pedidos podem ser feitos pelo servidor ou pelo cliente. Por exemplo, se o jogador 1 de um jogo tiro deseja atirar, os outros clientes devem ser capazes de observar que o disparo foi realizado. Para isso ele deve solicitar ao servidor que realize um disparo usando uma RPC. Em seguida, o servidor deve solicitar aos demais jogadores que repliquem esse disparo, partindo da cópia que cada um deles tem do jogador 1: Exemplo de código multiplayer para FPS implementado na Unreal Engine 4 A segunda forma de comunicação é a replicação de variáveis. Diferente de RPCs, a replicação ocorre apenas do servidor para o cliente. No exemplo acima a função dar dano altera (server side) a variável "vidaDoPersonagem". Quando isso acontece, o servidor envia um pacote atualizando o seu valor para todos os clientes. Portanto, nenhum cliente possui de fato a variável vida mas uma cópia dela. Por isso as técnicas de alteração de variáveis discutidas na seção de jogos offline raramente funcionam em multiplayers. Embora seja possível alterar essa cópia, o estado do jogo no servidor permanece intacto, então mesmo que você tenha 1000 de vida em sua cópia, quando você morrer no servidor, ainda ocorrerá uma RPC para a sua máquina e para os outros jogadores avisando que você morreu. Tradeoff entre jogabilidade e segurança - O problema do input Sempre que o servidor recebe uma atualização do cliente ele deve checar se a ação feita pelo jogador é válida, como por exemplo se o jogador ainda possui munição antes de atirar, se a arma não está em recarga, etc. Todavia, algumas ações são praticamente impossíveis de serem verificadas. Um servidor poderia verificar por exemplo todo o input feito pelo jogador, enviando cada botão pressionado para que o servidor calcule coisas como posição ou ângulo da câmera, porém devido à latência de rede e o tempo de processamento isso significaria uma jogabilidade travada e lenta. A menos que o jogo seja lento como uma partida de xadrez, o servidor precisa confiar parcialmente no input dado pelo usuário. Por isso, cheats como speedhacks e aimbots são tão comuns. Posição e orientação de onde o jogador está olhando são basicamente controladas pelo cliente. Algumas engines como a Unreal conseguem mitigar os efeitos de possíveis speed hacks calculando em server side a posição que o personagem deveria estar e aplicando as devidas correções no cliente. Essas correções também servem para sincronizar o cliente com o servidor em situações de dessincronia como durante perdas de pacotes: Exemplo de correção de posicionamento pelo servidor na Unreal Engine 4 Padrões inseguros de programação para multiplayer Não validar corretamente a entrada de RPCs; No caso acima um cliente não íntegro poderia passar um valor elevado como parâmetro, dando danos absurdos aos adversários; Não validar o tempo entre RPCs; O jogador não deve atirar milhares de vezes por segundo, mas não tem nada no servidor que impeça isso; Não replicar as variáveis necessárias; O desenvolvedor não deve confiar ao cliente variáveis importantes como vida ou munição. Exemplo de código multiplayer vulnerável RCEs e ataques a outros jogadores Quando um desenvolvedor publica um jogo ele está distribuindo software que vai rodar no computador de diversos usuários. Como qualquer outro programa, ele é suscetível à ataques clássicos de corrupção de memória como buffer overflow, Use After Free, etc, que podem permitir execução remota de código para outros atacantes que possam interagir com o programa. Esse foi o caso do CVE-2019-15943, onde no Counter-Strike: Global Offensive (CSGO) um jogador poderia convidar outro player para uma partida utilizando um mapa customizado. O mapa customizado era criado especificamente para fazer o jogo crashar, corrompendo a cadeia SHE e potencialmente permitindo a execução de código na máquina do usuário que entrou na partida. Acessibilidade ao código, Unity e Among Us Há alguns meses atrás eu estava curioso para ver como o game Among Us implementa algumas coisas. Uma breve pesquisa no google revela que o jogo foi desenvolvido usando a Unity Engine. Saber em qual engine o programa é produzido é útil na hora de olhar pelos arquivos do game durante uma análise estática. A Unity utiliza C# como linguagem de programação, gerando arquivos .NET (quando no Windows) que são facilmente decompilados e editáveis por ferramentas como dnSpy, tornando o processo de modificação e engenharia reversa bem simples. No entando, atualmente a Unity suporta também o uso do IL2cpp, um conversor de linguagem intermediária (IL) para C++ antes de gerar o pacote do projeto. Isso gera benefícios como performance para o jogo e também dificulta o acesso ao código. Entretanto, o processo de engenharia reversa não é impossível. Utilizando a ferramenta IL2cppDumper é possível extrair a partir dos arquivos de metadados os offsets de cada função do GameAssembly.dll, bem como seus respectivos nomes. Vasculhando pelas funções foi possível encontrar a rotina que gerencia o cooldown do botão de matar quando o jogador é o impostor: Método responsável pelo cooldown do botão, decompilado pelo ghidra Código assembly referente ao método SetTimeKiller Aqui vemos que a função recebe o tempo como parâmetro e seu primeiro uso é escrevê-lo em um dos atributos do objeto. Um hack interessante e bem crítico seria transformar qualquer tempo de cooldown em 0. Código assembly após o patch Troquei a instrução xmm0,[ebp +0xc] que lia o argumento da pilha por um simples xor eax,eax, zerando o registrador. No lugar de movss [esi+0x44],xmm0 basta mover o valor de eax, como se todo o argumento fosse 0. Com apenas duas instruções alteradas, o exploit funcionou bem mesmo em sessões online. O servidor não checava o tempo entre as RPCs para matar o jogador, permitindo assim abusos por clientes modificados e eventualmente frustrando os demais jogadores depois de morrerem em partidas de 10 segundos ou menos. Método após o patch, decompilado pelo Ghidra Referências https://www.youtube.com/watch?v=GxthbWfSak8 https://docs.unrealengine.com/en-US/InteractiveExperiences/Networking/Server/index.html https://docs.unrealengine.com/en-US/InteractiveExperiences/Networking/CharacterMovementComponent/index.html