一文解析ARM trustzone架構(gòu)安全擴(kuò)展技術(shù)

1、背景：

隨著時(shí)代的發(fā)展、科技的進(jìn)步，安全需求的趨勢也越來越明顯，ARM也一直在調(diào)整和更新其新架構(gòu)，很多都是和安全相關(guān)的。

如下列出了一些和安全相關(guān)的架構(gòu)

Trustzone做為ARM安全架構(gòu)的一部分，從 2008 年 12月 ARM 公司第一次 release Trustzone 技術(shù)白皮書。(trustzone white paper – ARM Trustzone安全白皮書百度網(wǎng)盤下載, 密碼:1234)

2013 年 Apple 推出了第一款搭載指紋解鎖的 iPhone：iPhone 5s，用以保證指紋信息安全的 Secure Enclave 技術(shù)據(jù)分析深度定制了 ARM trustzone 架構(gòu)，印象中這大概是 Trustzone 技術(shù)第一次走進(jìn)大眾視線。到如今 Trustzone 技術(shù)已經(jīng)成為移動(dòng)安全領(lǐng)域的重要基礎(chǔ)技術(shù)，你也許不了解它的技術(shù)原理，但它一直默默為你守護(hù)你的指紋信息，賬戶密碼等各種敏感數(shù)據(jù)。如下也列出了一張?jiān)赥rustzone架構(gòu)下的一張指紋的框圖，這也是這些年(2015-至今)比較流行的一張軟件框圖。

2、ARM Trustzone的安全擴(kuò)展簡介

從上文我們已經(jīng)知道， ARM Trustzone不具體指一個(gè)硬件，也不是一個(gè)軟件，而是一個(gè)技術(shù)架構(gòu)，在支持ARM Trustzone的SOC中，需按照ARM Trustzone技術(shù)對各個(gè)子模塊進(jìn)行設(shè)計(jì)。如下便展示了一個(gè)SOC的Trustzone架構(gòu)下的設(shè)計(jì)框圖

其中：

(1)、AMBA-AXI總線的擴(kuò)展, 增加了標(biāo)志secure讀和寫地址線：AWPROT[1]和ARPROT[1]

(2)、processor的擴(kuò)展(或者說master的擴(kuò)展)，在ARM Core內(nèi)部增加了SCR.NS比特位，這樣ARM Core發(fā)起的操作就可以被標(biāo)記“是以secure身份發(fā)起的訪問，還是以non-secure身份發(fā)起的訪問”

(3)、TZPC擴(kuò)展，在AXI-TO-APB端增加了TZPC，用于配置apb controller的權(quán)限(或者叫secure controller)，例如將efuse(OTP Fuse)配置成安全屬性后，那么processor以non-secure發(fā)起的訪問將會被拒絕，非法的訪問將會返回給AXI總線一個(gè)錯(cuò)誤。

(4)、TZASC擴(kuò)展，在DDRC(DMC)之上增加一個(gè)memory filter，現(xiàn)在一般都是使用TZC400，或由SOC廠商自己設(shè)計(jì)一個(gè)這樣的IP，或叫MPU，或集成在DMC內(nèi)部，它的作用一般就是配置DDR的權(quán)限。如果配置了DDR中某塊region為安全屬性，那么processor以non-secure發(fā)起的訪問將會被拒絕。

(5)、MMU/Cache對安全擴(kuò)展的支持

在軟件架構(gòu)的設(shè)計(jì)中，就分為: Non-secure EL0&1 Transslation Regime 和 Secure EL0&1 Transslation Regime，即normal world和secure world側(cè)使用不同的Transslation Regime，其實(shí)就是使用不同的TTBRx_ELn寄存器，使用不同得頁表。

注意：在armv7上，TTBRx_EL0、TTBRx_EL1是banked by Security State，也就是說在安全世界和非安全世界各有一組這樣的寄存器，所以在linux和tee中可以各自維護(hù)一張自己的內(nèi)存頁表.

在armv8/armv9上，TTBRx_EL0、TTBRx_EL1不再是banked了，但是world switch時(shí)會在ATF中switch cpu context, 所以從hypervisror或os的視角來看，依然還是兩套不同的TTBRx_ELn寄存器，linux和tee各有各的頁表。

而在TLB中，又為每一個(gè)entry增加了Non-secure屬性位，即標(biāo)記當(dāng)前翻譯出的物理地址是secure還是non-secure；

cache的擴(kuò)展：在cache的entry中的TAG中，有一個(gè)NON-Secure Identifier標(biāo)記為，表示當(dāng)前緩存數(shù)據(jù)的物理地址是屬于non-secure還是secure。

(6)、gic對安全擴(kuò)展的支持，在gicv2、gicv3的版本中，都增加了對安全擴(kuò)展的支持. 以gicv3為例，將中斷劃分成了group0、secure group1和non-secure group1. 在軟件的配置下，group0和secure group1的中斷將不會target到REE(linux)中處理

3、ARM Trustzone的安全擴(kuò)展詳細(xì)解剖

3.1 AMBA-AXI對Trustzone的支持

ARPROT[2:0]和AWPROT[2:0] 分別是讀通道和寫通道中的關(guān)于權(quán)限的信號，例如他們中的BIT[1]則分別表示正是進(jìn)行secure身份的讀或secure身份的寫操作。

3.2 Processor的SCR.NS比特位

SCR_EL3.NS 表示當(dāng)前processor的安全狀態(tài)，NS=1表示是non-secure的，NS=0表示是Secure的

3.3 TZC400和TZPC簡介

TZC400接在core和(DMC)DDR之間，相當(dāng)于一個(gè)memory filter。

TZC400一般可以配置8個(gè)region（算上特殊region0, 也可以說9個(gè)），然后可以對每一個(gè)region配置權(quán)限。例如講一塊region配置成secure RW的，那么當(dāng)有non-secure的master來訪問這塊內(nèi)存時(shí)，將會被TZC擋住。

3.4 MMU對Trustzone的支持

首頁，在軟件架構(gòu)的設(shè)計(jì)中，就分為: Non-secure EL0&1 Transslation Regime 和 Secure EL0&1 Transslation Regime，即normal world和secure world側(cè)使用不同的Transslation Regime，其實(shí)就是使用不同的TTBRx_ELn寄存器，使用不同得頁表

其次，在MMU使用的頁表中，也有NS比特位。Non-secure Transslation Regime 只能翻譯NS=1的頁表項(xiàng)，secure Transslation Regime 可以翻譯NS=1和NS=0的頁表項(xiàng)。即secure的頁表可以映射non-secure或secure的內(nèi)存，而non-secure的頁表只能去映射non-secure的內(nèi)存，否則在轉(zhuǎn)換時(shí)會發(fā)生錯(cuò)誤

在Page Descriptor中(頁表entry中)，有NS比特位（BIT[5]），表示當(dāng)前的映射的內(nèi)存屬于安全內(nèi)存還是非安全內(nèi)存：

3.5 cache對Trustzone的支持

如下所示，以為cortex-A78為例，L1 Data Cache TAG中 ，有一個(gè)NS比特位（BIT[33]），表示當(dāng)前緩存的cacheline是secure的還是non-secure的

3.6 TLB對Trustzone的支持

如下所示，以為cortex-A78為例，L1 Data TLB entry中 ，有一個(gè)NS比特位（BIT[35]），表示當(dāng)前緩存的entry是secure的還是non-secure的

3.7 gicv的安全中斷

在gicv2/gicv3中，支持了安全中斷，配置有如下：

（1）、Group分組(GICD_IGROUPRn) – gicv2

group0：安全中斷，由nFIQ驅(qū)動(dòng)

group1：非安全中斷，由nIRQ驅(qū)動(dòng)

（2）、Group分組(GICD_IGROUPRn)– gicv3

group0：安全中斷

non-secure group1：非安全中斷

secure group1：安全中斷

4、ARM Trustzone技術(shù)對軟件帶來的變化

ARM Trustzone技術(shù)對軟件框架帶來了變化

4.1、EL3 is AArch64：

4.2、EL3 is AArch32：

AArch32和AArch64 secure monitor的理解：

如果secureos和monitor都是64位，secureos跑在el1, monitor跑在el3;

如果secureos和monitor都是32位，secureos和monitor都跑在EL3（secureos在svc模式、monitor在svc模式），它倆共用頁表；

如果monitor是64位，secureos是32位，那么secureos跑在svc模式(el1)，monitor跑在el3，他倆不共用頁表

4.3、armv7：

5、思考：通過MMU/TLB/Cache對安全內(nèi)存攻擊的可能性

在安全架構(gòu)的設(shè)計(jì)時(shí)，我們在Core和DDR之間增加了一個(gè)TZC做為memory filter，數(shù)據(jù)流為:Core ---> TZC---->DDR, 這種架構(gòu)下，core以非安全身份發(fā)起的對安全內(nèi)存的讀寫，將會被TZC擋住。

但是這都是在理想的情況下，事實(shí)上Core發(fā)起對內(nèi)存的讀寫，未必經(jīng)過TZC未必到DDR，有可能到cache階段就完成了，即數(shù)據(jù)流變成了Core --->MMU(TLB+Addtress Translation)---->Cache，那么這種情況下，沒有TZC的事了，你也許會說MMU/Cache中都有NS比特，但是你真的理解這里NS比特的用法嗎？如果core以非安全身份對安全內(nèi)存發(fā)起的讀寫時(shí)，我強(qiáng)制將MMU頁表中的安全屬性標(biāo)記位強(qiáng)制改成NS=0，會如何呢？

事實(shí)上我們只要理清原理、理清數(shù)據(jù)流 ，就不會問上面那么S13的問題了。下面來開始剖析:

假設(shè)一個(gè)安全core 讀取了一個(gè)安全物理內(nèi)存0x2000_0000數(shù)據(jù)(虛擬地址可能是0x_xxxx_xxxx)，那么將產(chǎn)生一下行為：

在讀寫之前，勢必做好了MMU map，如物理地址0x2000_0000 MAP成了0x_xxxx_xxxx地址, 此時(shí)Page Descriptor中的atrribute中的NS=0

TLB緩存該翻譯，即TLB的entry中包含: 0x2000_0000、0x_xxxx_xxxx、NS=0

安全內(nèi)存0x2000_0000數(shù)據(jù)將會被緩存到cache中，entry中的TAG包含0x2000_0000、NS=0

同時(shí)，我有一個(gè)非安全core 發(fā)起讀寫虛擬地址0x_yyyy_yyyy，我自行修改該頁表，讓0x_yyyy_yyyy強(qiáng)制映射到安全物理內(nèi)存0x2000_0000，此時(shí)有兩種配置:

(1)、0x_yyyy_yyyy—0x2000_0000, NS=0

(2)、0x_yyyy_yyyy—0x2000_0000, NS=1

我們分別看下這兩種配置，是否能讀到安全內(nèi)存：

針對(1)，非安全的core發(fā)起訪問，發(fā)現(xiàn)TLB中的條目是0x_yyyy_yyyy—0x2000_0000, NS=0,自然不會被命中，然后使用Address Translation轉(zhuǎn)換，MMU發(fā)現(xiàn)非安全的Core要來訪問安全屬性NS=0 將會被直接拒絕掉。

針對(2)，非安全的core發(fā)起訪問，由于NS=1，TLB可能會被命中，即能翻譯出0x2000_0000物理地址來，即使沒有被命中，在經(jīng)過Address Translation轉(zhuǎn)換，由于NS=1，此時(shí)也是可以正確轉(zhuǎn)換出正確的0x2000_0000物理地址。然后接著會去cache中查詢這個(gè)地址，但是此時(shí)cache的entry中的NS=0，所以cache不會被命中，接下來就要走TZC流程了，很顯然，你一個(gè)非安全的core想訪問安全的內(nèi)存，TZC將會擋住你。

綜上所述：安全就是安全，不要再瞎想漏洞了。

編輯：黃飛