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南京大学操作系统 (JYY) 学习笔记：系统安全、访问控制与惊心动魄的侧信道攻击

news 2026/8/5 15:16:34

写在前面：这是本系列的第二十六篇。
在操作系统 API 上，我们可以构建命令行工具、编译器、数据库、浏览器等丰富的应用。当越来越多用户开始共享计算机、越来越多的应用出现在操作系统中，隔离用户的权限就成为了非常重要的需求，“黑客” 也随之登上了历史的舞台。
本讲内容：我们将探讨现代操作系统中的访问控制机制，以及在“绝对安全”的系统设计之外，黑客是如何利用幽灵般的硬件侧信道漏洞（如 Meltdown）完成降维打击的。

计算机系统安全简介：从“裸奔”到现代防护

PC“裸奔”时代

8086, Real-Mode (实模式)

16-bit CS, 16-bit IP, 物理地址PC = (CS << 4) + IP(只有 1 MB 的寻址能力)。
固件代码 (Firmware code) 直接映射到地址空间中。
- int $x \rightarrow ((void(*)())(x \times 4))();
- 这就是 16-bit 时代简陋的“系统调用”。

完全没有任何安全可言

任何程序都可以访问任何硬件。
这造就了早期病毒的狂欢：病毒可以随意复制自己，然后感染更多的计算机（“加壳”技术）。
例子：著名的 CIH 病毒，甚至能直接破坏主板的 BIOS 硬件芯片！

安全不裸奔的三大基石 (CIA Triad)

现代信息安全建立在三个核心支柱之上：

1. Confidentiality (机密性)

不想给别人看的，别人就看不到。
(比如快速格式化后，如何保证数据不被恢复？)

2. Integrity (完整性)

不想让别人改的，别人就改不了。
(你们的师兄：“如何通过入侵老师邮箱拿到期末考卷和修改成绩…”)

3. Availability (可用性)

属于我的，别人不能让我用不了。

“Denial-of-service” (DoS) 拒绝服务攻击：
- 发送海量请求，堵死服务器带宽，导致正常用户无法服务。
- 使用fork恶意拉起无数个线程，耗尽系统内存和 PID 空间，使得正常功能不能运行。
- 经典 Fork bomb (Bash 炸弹)::(){ :|: & };:
- Algorithmic complexity attack; 例子：Hash table 碰撞攻击。
- Distributed DoS (DDoS) 分布式拒绝服务。

安全是个巨大的主题

软件 + 硬件协同设计（参阅顶会 IEEE S&P (Oakland) 2025）：

分页机制和进程隔离
系统调用和访问控制
鉴权与授权
加密
审计与日志
机密计算 (TEE)……

今天我们只问一个问题：
操作系统的设计者，如何在基础“功能”之上，优雅地实现 Confidentiality, Integrity, Availability？

访问控制 (Access Control)

访问控制的本质

进程 + 虚拟内存已经实现了隔离。

进程只能以 ELF 规定的权限访问自己的虚拟地址空间。
系统调用是唯一访问操作系统对象的途径（假设内核没有被漏洞攻破）。
操作系统还有更高维度的虚拟化机制：虚拟机、容器 (cgroups, namespaces…)。

访问控制的核心：限制程序对操作系统对象的访问。

拒绝越权访问 $ \rightarrow $ 保证机密性 (Confidentiality)
拒绝越权修改 $ \rightarrow $ 保证完整性 (Integrity)
(再加上公平的资源调度机制 $ \rightarrow $ 保证可用性 Availability)

访问控制原理：一张表

从上帝视角看，系统只需要维护一张巨大的权限控制表：“谁能怎么访问什么”。

进程	对象	访问	权限
1	/etc/passwd	read	√
1	/etc/passwd	write	√
4132	/etc/passwd	write	×
4132	/tmp/hello.txt	write	√

越权访问，操作系统直接返回EACCESS(Permission denied)。
缺点：如果在内核里真维护这么一张表，它将变得极其庞大，而且极难维护。我们需要一个更简单、更低成本的机制。

UNIX 的绝妙抽象：用整数表示身份

为了避免维护一张庞大的字符串表，UNIX 引入了极简的uid,gid,mode机制：

uid = 0$ \rightarrow $root，其他都是“普通用户”。
- root是真神，可以访问所有对象，也可以使用setuid任意切换身份。
- 子进程完美继承父进程的uid。
gid“完全自由”（虽然一般0是root组）。
- 一个用户可以属于多个不同的组。
mode: 即r,w,x(读、写、执行) 权限位。
- 例子：owner 只写不可读，audit 组可以读的日志文件。

操作系统底层其实完全看不到用户名！
它只认识冷冰冰的数字uid。所有的权限隔离，纯粹通过setuid,setgid,chmod系统调用实现。

/etc/passwd：每行一个用户

username:password:uid:gid:comment:home:shell

现代系统通常使用/etc/shadow文件存储密码的 hash 值（极大地提高了安全性）。
chsh,passwd命令本质上只是具有特权的小程序，直接去修改了这些文本文件而已。

UID：没有那么简单 (Spicy 🌶️)

没有一个软件系统 (Abstraction) 能逃脱成为“💩山”的宿命。

随着业务的复杂化，UNIX 被迫把纯粹的uid拆分成了极其变态的体系：

Real uid (ruid):真实的用户 ID。
Saved uid (suid):为了实现“临时提权后恢复权限”而设计的备份 ID。
Effective uid (euid):这是操作系统实际进行访问控制检查时真正看的 UID！
Filesystem uid (fsuid):(Since Linux 1.2，现在几乎没人用了)。
chmod +s(Set-UID 标志，比如ls -l /bin/passwd里的s，允许普通用户在执行该程序时瞬间化身为文件所有者的 euid)。

深入阅读：Setuid demystified

回到访问控制：现代扩展 (Spicy 🌶️)

uid,gid,mode已经无法满足现代云原生安全的需求了，于是诞生了更多花活：

Access Control List (ACL):
基于文件系统的扩展属性xattr实现，支持为任意数量的特定用户和组设置极其精细的权限。
SELinux / AppArmor:
强制访问控制 (MAC)。可以试试sudo apparmor_status | ag --gpt -q Explain。
Capabilities:
把原本无所不能的root权限大卸八块。你可以给一个普通程序赋予“只允许发 Ping 包”的特权，而不给它任何其他root能力。
capsh --drop=cap_net_raw -- -c 'ping 127.0.0.1'(注意这是 fail on execve; 可用getcap查看 capabilities)。

意料之外，之外，之外…… (Spicy 🌶️)

攻破一个进程

Undefined behavior (未定义行为) 不是在和大家开玩笑的！

一个看似不起眼的缓冲区溢出 (Buffer Overflow) 或者悬空指针。
内存错误 (Memory error) 贡献了巨量的现代内核提权漏洞。
进阶教程：Tutorial: 64-bit Overflow

防御一个进程：减少攻击面

黑客很强，但防守方也在不断进化，疯狂拉高攻击的门槛：

降权:永远以www-root等最低权限运行对外服务。
ASLR (地址空间布局随机化):每次启动，mmap把栈、堆、库映射到完全随机的地址，让黑客找不到跳转的目标。
Canary (金丝雀/栈保护):在函数返回地址前埋一颗“地雷”，一旦发生溢出覆盖，地雷立刻引爆，程序自杀。
NX-bit (不可执行位):栈区和数据区被标记为永远不可执行代码。
CFI (控制流完整性):硬件级别的跳转地址合法性校验 (如 Intel 的endbr64)。

访问控制：没能完全解决问题 (侧信道攻击)

“单次”看起来绝对合法的访问，如果在时间、功耗上存在差异，也可能被提炼出极其致命的机密信息。

经典的 Tenex 密码验证系统漏洞：

intcheck_password(__userchar*given_pass){...for(i=0;i<=strlen(correct_pass);i++)if(correct_pass[i]!=given_pass[i]){sleep(3);returnEACCESS;// access denied}return0;}

极客黑魔法：
上面的代码看起来没问题？一旦第一个字符错了就立刻返回错误。
但黑客可以故意把given_pass字符串放在一个内存分页边界 (Page Boundary)上！
如果第一个字符猜对了，内核会去读第二个字符，此时会触发一个极度耗时的缺页中断 (Page Fault)。
黑客通过精确测量程序返回EACCESS的微秒级时间差，就能在 $ O(N) $ 的常数时间内，一个字符一个字符地把正确密码完全“试”出来！

Meltdown：硬件芯片底层的崩塌

软件没问题，硬件也可以有漏洞！这就大名鼎鼎的“熔断”漏洞 (Meltdown)。

raise_exception();// 第一步：故意触发一个异常，比如非法读取高权限的内核内存uint8_tvolatilex=probe_array[data*4096];// 第二步：利用非法拿到的 data 去访问数组

漏洞原理拆解 (Timing side channel):

推测执行 (Speculative Execution):现代处理器为了提高性能，在等待异常处理完成时，会提前“偷跑”后续的指令。
缓存侧信道攻击:虽然 CPU 最后发现你越权了，撤销了这些推测执行的寄存器结果，但它没有撤销 CPU 高速缓存 (L1/L2 Cache) 里留下的痕迹！
用户虽然读不了内核数据，但可以通过遍历探测probe_array的访问速度，瞬间识别出哪一块内存被缓存了，从而反向逆推出那个被非法读取的data是什么！
天道好轮回:现代硬件的精妙性能设计，反而成了安全的地狱。
目前的惨痛补丁: KPTI (Page Table Isolation)。直接改写了教科书，强行在内核态和用户态切换时清空页表，代价是巨大的性能损耗。