TLB攻击防护策略分析

Secure and Scalable TLB Partitioning 防御方案

本方案是一种面向组相联TLB的集合级隔离架构，核心是通过安全域-非安全域划分、SID强绑定、空闲资源动态复用，在彻底防御TLB时序侧信道攻击的同时，平衡资源利用率与性能开销，解决传统静态分区资源浪费、随机化防御概率性失效的痛点。

一、 核心防御原理

TLB时序侧信道攻击的核心前提是攻击者与受害者共享TLB集合，且攻击者可观测受害者的TLB命中/缺失时序差异。本方案通过以下核心思路从根源上破坏攻击前提：

1. 集合级域隔离：将组相联TLB的所有集合（Set）划分为安全域（S域）与非安全域（NS域），S域供安全敏感进程使用，NS域供普通进程使用。通过硬件强制隔离，让不同安全等级进程的TLB集合无交集。
2. SID唯一绑定机制：为每个安全进程分配全局唯一的安全域标识（SID），通过分区查找表将SID与S域内固定数量的专属Set强绑定，确保安全进程仅能访问自身绑定的Set，实现进程间严格隔离。
3. 空闲资源动态复用：当S域Set处于空闲状态时，允许非安全进程并行查找和复用；当有安全进程申请时，立即清空该Set并恢复隔离，实现“安全不降级、资源不浪费”。

二、 设计分析

方案功能依赖4个关键组件协同实现，硬件开销极低且兼容主流架构：

1. 分区查找表
   • 硬件维护的核心表，每个条目对应一个S域Set，包含 Set ID SID 状态（空闲/已分配）三个字段。
   • 仅内核可通过特权指令修改，用户进程无访问权限，确保隔离规则不被篡改。
2. SID管理机制
   • 安全进程通过内核自定义系统调用申请SID，内核原子化分配全局唯一的32位SID并存入进程PCB；普通进程默认SID=0，无法访问S域已分配Set。
   • 原子分配机制保证无重复SID，防止攻击者伪造身份越权访问。
3. 并行查找机制（仅非安全进程）
   • 系统初始化时为每个NS域Set配对一个固定S域Set（如NS Set0↔S Set4），配对关系静态不变。（普通进程VA映射到S域时可通过配对关系转换set）
   • 非安全进程访问TLB时，并行查找“NS域Set+配对S域Set”，仅当S域Set空闲时才参与查找，已分配的S域Set会被硬件屏蔽。
4. 动态分配与释放机制
   • 分配：有空闲S域Set时，内核顺序遍历查找表选第一个空闲Set；无空闲时，随机选择已分配Set清空后重新绑定新SID。
   • 释放：安全进程结束后，内核将其绑定的S域Set标记为空闲并清空，供后续复用。

三、 防御流程演示

方案对安全进程和非安全进程设计差异化TLB访问流程，核心差异在于查找范围的决定因素（SID vs VA组索引）。

1. 安全进程完整流程

安全进程的TLB操作完全由SID主导，与VA组索引无关，流程如下：

1. SID申请与Set绑定
   • 安全进程启动，调用内核系统调用申请安全域；内核原子分配唯一SID并存入PCB。
   • 内核查找分区查找表：有空闲S域Set则顺序选取，无空闲则随机选已分配Set清空。
   • 更新分区查找表：将选中Set的SID设为当前进程SID，状态改为 已分配，完成强绑定。
2. TLB查询
   • 进程发起TLB访问，硬件从PCB读取SID，查询分区查找表获取专属S域Set列表，屏蔽所有非绑定Set。
   • 硬件遍历专属Set列表内的所有Way，匹配 VPN+ASID：匹配成功则命中返回PPN，失败则触发TLB Miss。
3. TLB Miss填充与替换
   • Miss后MMU遍历页表获取 VPN-PPN映射，硬件忽略VA组索引，直接将条目填入专属Set的空闲Way。
   • 若专属Set无空闲Way，执行域内替换策略（如LRU），禁止跨Set替换。

2. 非安全进程完整流程

非安全进程默认SID=0，核心逻辑是并行查找+动态复用空闲S域Set，流程如下：

1. 默认状态初始化
   • 进程启动时内核将其PCB的SID设为0，无访问S域已分配Set的权限。
2. 并行TLB查询
   • 进程发起TLB访问，硬件按 VPN%set_size计算组索引，定位对应的NS域Set，同时选中其配对的S域Set。
   • 查询分区查找表判断S域Set状态：空闲则并行查找两个Set，任意一个匹配 VPN+ASID即命中；已分配则屏蔽S域Set，仅查NS域Set。
3. TLB Miss填充与替换
   • Miss后MMU获取映射，优先填入NS域Set；若NS域Set无空闲，则填入配对的空闲S域Set。
   • 替换操作仅在NS域Set或空闲S域Set内执行。
4. 特殊场景：S域Set被分配给安全进程
   • 若普通进程正在复用某S域Set，该Set需分配给安全进程时，内核先清空Set内所有条目，再更新分区查找表将状态改为 已分配，硬件自动屏蔽普通进程对该Set的访问。

四、 安全性分析

本方案通过硬件强制的集合级隔离，从根源上破坏TLB时序侧信道攻击的核心前提，同时通过多重机制强化安全性。

1. 破坏攻击核心前提

• 消除集合共享：安全进程的专属Set被SID强绑定，攻击者（无论属于NS域还是其他S域）无法访问受害者的Set，无法驱逐受害者的TLB条目。
• 屏蔽时序观测：跨域的TLB操作完全不可见，攻击者的访问时序仅反映自身Set状态，无法观测受害者的命中/缺失延迟，无法推断敏感信息（如加密密钥、内核地址）。

2. 典型攻击场景防御效果

攻击场景	防御效果	核心原理
非安全进程攻击安全进程	完全防御	攻击者被限制在NS域，无法访问安全进程的专属S域Set，无任何观测路径
安全进程攻击其他安全进程	完全防御	不同安全进程的SID绑定不同S域Set，Set无交集，无法跨进程访问
定点回收Set的侧信道攻击	有效防御	S域Set耗尽时随机选择回收目标，攻击者无法预测，无法通过定点回收制造信息泄露

3. 附加安全保障机制

• 域内替换限制：所有TLB替换操作仅在进程所属Set范围内执行，禁止跨域替换，避免替换行为泄露跨进程信息。
• SID原子性与唯一性：SID由内核原子分配，存入内核空间的PCB，用户进程无法篡改或伪造，确保绑定关系不被破坏。
• 硬件层面强制隔离：分区查找表的访问、Set的屏蔽/启用均由硬件实现，不依赖软件逻辑，避免软件漏洞导致的隔离失效。

4. 方案局限性

• 安全进程数量受限：安全进程的并发数受限于S域的总Set数量，若系统存在大量安全进程，频繁的Set清空与重绑定会带来性能开销。
• GPU架构适配困难：方案基于CPU组相联TLB设计，GPU的TLB层级更复杂（如共享L3 TLB），需大幅修改设计才能适配。
• Set分配无法动态调整：每个安全进程分配的Set数量固定，无法根据进程的实际工作量动态调整，存在资源分配不合理的风险。