顧佳男，鄭蓓蕾，翁楚良

華東師范大學(xué) 數(shù)據(jù)科學(xué)與工程學(xué)院，上海 200062

1 引言

近年來，隨著人工智能、物聯(lián)網(wǎng)等新興領(lǐng)域的成熟，以及多核/眾核、GPGPU（general-purpose computing on graphics processing units）、NVM（non-volatile memory）存儲介質(zhì)、RDMA（remote direct memory access）等新型硬件的發(fā)展，多租戶云平臺的作用也在這個大數(shù)據(jù)時代展現(xiàn)得淋漓盡致。多租戶云平臺針對用戶的服務(wù)由原先的應(yīng)用托管、內(nèi)容交付、電子商務(wù)、網(wǎng)絡(luò)托管等，加入了海量數(shù)據(jù)存儲、計算等重要的大數(shù)據(jù)應(yīng)用場景。以虛擬化技術(shù)為基礎(chǔ)搭建的多租戶云平臺，例如亞馬遜的EC2[1]、微軟的Azure[2]，相比于自主構(gòu)建的純硬件環(huán)境，在計算資源和存儲資源的廉價性、實用性以及擴(kuò)展性等方面有著諸多的優(yōu)勢。這些優(yōu)勢使得各類多租戶云平臺在越來越多的大數(shù)據(jù)應(yīng)用領(lǐng)域顯得有競爭力。如果將數(shù)據(jù)比喻成當(dāng)今互聯(lián)網(wǎng)行業(yè)的一個重要能源，那么云平臺就是驅(qū)動這個能源的重要發(fā)動機(jī)之一。

Hypervisor是虛擬化技術(shù)中最重要的軟件層次，也是多租戶云平臺底層能夠有效和安全地驅(qū)動數(shù)據(jù)能源的關(guān)鍵組件之一。在系統(tǒng)虛擬化技術(shù)中，Hypervisor扮演著為客戶虛擬機(jī)映射真實物理資源的角色，同時它也需要為不同客戶虛擬機(jī)之間的物理資源實現(xiàn)共享和隔離。因此，Hypervisor的功能與效率直接決定系統(tǒng)虛擬化技術(shù)的功能與效率，它的安全和可靠更是虛擬化技術(shù)的基礎(chǔ)?，F(xiàn)有很多工作[3-19]就是基于可信Hypervisor來構(gòu)建針對客戶虛擬機(jī)的保護(hù)機(jī)制，以保證其內(nèi)核和上層應(yīng)用的安全。

但是，和操作系統(tǒng)內(nèi)核一樣，Hypervisor也面臨著來自漏洞和惡意攻擊的威脅。一個完整的Hypervisor就如同操作系統(tǒng)內(nèi)核一般，其代碼量也是很龐大的。例如一切以精簡出發(fā)設(shè)計的開源虛擬化技術(shù)Xen[20]，其4.8版本的Hypervisor也由 近30萬行的代碼構(gòu)成，更不用說代碼量更龐大的KVM（kernel-based virtual machine）[21]、VMware[22]等其他虛擬化技術(shù)。另外，NVD（National Vulnerability Database）[23]數(shù)據(jù)庫中存有很多針對Xen、KVM和VMware等虛擬化技術(shù)的漏洞報告，而文獻(xiàn)[24-25]也全面綜述了Hypervisor中存在的安全問題。因此，Hypervisor的龐大攻擊面以及其在虛擬化技術(shù)中的核心地位，使得任意可行的攻擊[26-28]對整個多租戶云平臺的安全造成極大的威脅。

綜上所述，設(shè)計和實現(xiàn)面向云平臺非可信Hypervisor的保護(hù)機(jī)制迫在眉睫?，F(xiàn)有一系列的研究工作運用不同的思想和方法來構(gòu)建面向云平臺非可信Hypervisor的保護(hù)機(jī)制。本文將對這些研究工作進(jìn)行梳理，并分析該領(lǐng)域存在的問題和挑戰(zhàn)以及研究趨勢，從而為未來虛擬化技術(shù)在多租戶云平臺中安全運用的研究提供有價值的參考。與現(xiàn)有綜述[29]不同的是，本文從面向云平臺非可信Hypervisor的保護(hù)機(jī)制的構(gòu)建角度出發(fā)，分別深入梳理和分析現(xiàn)有的完整性檢測機(jī)制、防御機(jī)制以及針對非可信Hypervisor的虛擬機(jī)隔離機(jī)制。

2 面向云平臺非可信Hypervisor的保護(hù)機(jī)制的可行性和分類

本章將介紹構(gòu)建面向云平臺非可信Hypervisor的保護(hù)機(jī)制的可行性與挑戰(zhàn)，并對現(xiàn)有保護(hù)機(jī)制的構(gòu)建進(jìn)行分類。

2.1 可行性與挑戰(zhàn)

典型虛擬化技術(shù)中的Hypervisor運行在Ring0層級，同時它擁有最高執(zhí)行權(quán)限。而Hypervisor的保護(hù)機(jī)制運行的不同層級選擇都會面臨相應(yīng)挑戰(zhàn)，這些挑戰(zhàn)也是決定保護(hù)機(jī)制是否有效的重要因素。

一般來說，在計算機(jī)系統(tǒng)中，處在越低層級的管理系統(tǒng)意味著可以對運行在它上層的應(yīng)用或是系統(tǒng)有著更多的控制權(quán)，即執(zhí)行權(quán)限越高。不同的執(zhí)行權(quán)限分別對應(yīng)CPU（central processing unit）執(zhí)行的Ring0、Ring1、Ring2、Ring3權(quán)限。因此，按照這樣的思路，保護(hù)機(jī)制如果有Ring0的執(zhí)行權(quán)限，而Hypervisor保有Ring0權(quán)限或者置于Ring1權(quán)限，此時擁有Ring0權(quán)限的保護(hù)機(jī)制則可以針對Hypervisor來全面地執(zhí)行保護(hù)操作。但是，若將保護(hù)機(jī)制置于Ring0權(quán)限，無論Hypervisor是置于Ring0權(quán)限或是Ring1權(quán)限，其本身對虛擬化系統(tǒng)帶來的修改相對于添加一個上層應(yīng)用來說是比較大的。那么是否能將保護(hù)機(jī)制直接置于Ring1權(quán)限或者Ring3權(quán)限，而對Hypervisor不進(jìn)行任何修改呢？文獻(xiàn)[30]論述了此思路的可行性。其基本原理在于，在系統(tǒng)虛擬化中，Hypervisor的存在對上層應(yīng)用并不是完全透明的。系統(tǒng)虛擬化與裸機(jī)之間是會表現(xiàn)出邏輯差異、資源差異和時間差異的，并且這些差異能夠被上層應(yīng)用間接感知。通過對底層的感知，上層的保護(hù)機(jī)制可以做到對Hypervisor的檢測和有針對性的防御。而上層的保護(hù)機(jī)制是否有效的關(guān)鍵問題在于，其是否能正確理解在Hypervisor中的惡意攻擊的基本邏輯和實際影響。

下面列出面向云平臺非可信Hypervisor的保護(hù)機(jī)制所面臨的挑戰(zhàn)：

第一，語義鴻溝。底層或者上層的保護(hù)機(jī)制在實際運行中會遇到難以理解Hypervisor所做的映射、調(diào)度、隔離等任務(wù)操作的問題。

第二，避免引入新的攻擊面。保護(hù)機(jī)制的加入要注意不能過度地“入侵”Hypervisor的運行，以避免新攻擊面的引入。

第三，確保保護(hù)機(jī)制本身的完整性。如果惡意Hypervisor感知到保護(hù)機(jī)制的存在，它可能有很多方式去繞過或者瓦解保護(hù)機(jī)制。例如，篡改保護(hù)機(jī)制的內(nèi)存、控制流以及任何有效跳轉(zhuǎn)。保護(hù)機(jī)制需要保證其本身的完整性，使得其運行的過程中不受到惡意Hypervisor的影響。

第四，確保保護(hù)機(jī)制輸入和輸出的可信度。任何惡意的Hypervisor都有可能偽造保護(hù)機(jī)制的輸入或者輸出，以達(dá)到欺騙保護(hù)機(jī)制的目的。在這種情況下，即使保護(hù)機(jī)制本身運行正常，如果其檢測或者防御的輸入和輸出沒有足夠的可信度，那么一切努力都將付之東流。

2.2 分類

如圖1所示，根據(jù)面向云平臺非可信Hypervisor的保護(hù)機(jī)制的研究現(xiàn)狀，可將不同類型和側(cè)重的保護(hù)機(jī)制進(jìn)行如下分類。第一類是構(gòu)建Hypervisor完整性檢測機(jī)制，其構(gòu)建方法有：基于快照、基于事件和基于遠(yuǎn)程驗證。這類保護(hù)機(jī)制旨在檢測Hypervisor運行中是否存在破壞其完整性的攻擊或漏洞。第二類是構(gòu)建Hypervisor防御機(jī)制，其構(gòu)建角度有：針對Hypervisor的控制流、指令仿真和精簡可信計算基（trusted computing base，TCB）。這類保護(hù)機(jī)制旨在提高Hypervisor自身抵御攻擊和漏洞的能力。第三類是構(gòu)建針對非可信Hypervisor的虛擬機(jī)隔離機(jī)制，其構(gòu)建方法有：基于嵌套虛擬化和基于加密技術(shù)，其中加密技術(shù)又分為基于軟件和基于硬件的加密技術(shù)。這類保護(hù)機(jī)制旨在保證即使面對惡意的Hypervisor，客戶虛擬機(jī)依然能夠保有隱私和完整性。

Fig.1 Classification of protection mechanisms for untrusted Hypervisor in cloud圖1 面向云平臺非可信Hypervisor的保護(hù)機(jī)制的分類

3 Hypervisor完整性檢測機(jī)制

本章將梳理針對非可信Hypervisor的完整性檢測機(jī)制，其中包括基于快照、基于事件以及基于遠(yuǎn)程驗證的完整性檢測機(jī)制。

3.1 基于快照的檢測

基于快照的檢測是最常用的完整性衡量方式。完整性檢測機(jī)制通過分析其截獲的Hypervisor在內(nèi)存中的快照，來查找惡意攻擊的痕跡或者漏洞。

HyperCheck[31]借助x86的SMM（system management mode）來構(gòu)建基于快照的完整性檢測機(jī)制以實現(xiàn)針對非可信Hypervisor的保護(hù)。在SMM中，CPU的運行會切換到一個單獨的SMRAM（system management random access memory）存儲器中的地址空間，并且當(dāng)前運行的代碼的所有硬件上下文也都保存在SMRAM存儲器中。處于SMM模式中的CPU可以透明地執(zhí)行SMRAM存儲器中的代碼。SMRAM存儲器可以充當(dāng)可信的存儲空間，因為它無法被任何其他設(shè)備訪問。因此，只要SMRAM存儲器被正確設(shè)置后鎖定，即使是Hypervisor也不能干擾SMRAM存儲器中程序的執(zhí)行。借助SMM的上述特性，Hyper-Check針對Hypervisor的靜態(tài)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)是否被攻擊進(jìn)行檢測。HyperCheck具體由三部分組成：物理內(nèi)存獲取模塊、分析模塊和CPU寄存器檢查模塊。物理內(nèi)存獲取模塊由網(wǎng)卡設(shè)備實現(xiàn)，而網(wǎng)卡的驅(qū)動程序和CPU寄存器檢查模塊一起放入可信的SMRAM中。CPU寄存器檢查模塊讀取CPU寄存器并驗證其完整性。分析模塊是獨立于系統(tǒng)的安全模塊。物理內(nèi)存獲取模塊通過網(wǎng)卡與分析模塊交互，分析模塊檢查網(wǎng)卡發(fā)來的物理內(nèi)存的內(nèi)容并驗證其是否安全。

上述HyperCheck的完整性檢測本身是由Hypervisor觸發(fā)的。檢測觸發(fā)的不透明性很有可能留下攻擊隱患，例如擦洗攻擊可以在HyperCheck觸發(fā)檢測之前隱藏自己的痕跡。HyperSentry[32]也用到了SMM來構(gòu)建基于快照的完整性檢測機(jī)制，并且還用到了IPMI（intelligent platform management interface）技術(shù)[33]進(jìn)一步構(gòu)建隱秘信道來實現(xiàn)檢測的觸發(fā)。IPMI是一種面向服務(wù)器的平臺管理接口，它直接實現(xiàn)在硬件和固件中。IPMI的關(guān)鍵特性在于其管理功能獨立于主處理器、BIOS（basic input output system）和任何系統(tǒng)軟件。因此，基于IPMI構(gòu)建的信道可以避免任何惡意Hypervisor等最高權(quán)限代碼的感知。IPMI能通過直接串接或局域網(wǎng)等方式向遠(yuǎn)程端計算機(jī)提交信息。系統(tǒng)管理員能使用IPMI消息去向目標(biāo)機(jī)器發(fā)出請求。HyperSentry正是利用IPMI技術(shù)的上述特性構(gòu)建了隱秘通道，如此一來避免了非可信Hypervisor對檢測觸發(fā)的感知，進(jìn)一步提高了完整性檢測機(jī)制的保護(hù)效果。具體來說，HyperSentry將完整性檢測代碼駐留在SMM的SMRAM存儲器中，SMRAM存儲器提供其基本代碼所需的保護(hù)。HyperSentry的隱秘通道使用IPMI和目標(biāo)平臺主板上的基板管理控制器遠(yuǎn)程觸發(fā)硬件SMI（system management interrupt）中斷，從而觸發(fā)SMM中對Hypervisor的代碼、數(shù)據(jù)和CPU狀態(tài)的完整性檢測。

但是，HyperSentry和HyperCheck中運用的SMM，其安全性不能被視為理所當(dāng)然，因為SMM的處理程序可以被惡意攻擊篡改[34-35]。

Copilot[36]使用專用的PCI（peripheral component interconnect）設(shè)備，即EBSA（Intel StrongARM SA-110/21285 evaluation board）[37]來監(jiān)控系統(tǒng)運行時內(nèi)存快照的完整性。EBSA具有完整的總線主控功能，并支持與主機(jī)存儲器的DMA（direct memory access）通信。在EBSA的獨立模式下，Copilot將其配置為拒絕來自主機(jī)處理器的所有配置讀取和寫入，從而使其執(zhí)行路徑不受主機(jī)上的攻擊者的影響。在完整性檢測中，一方面通過哈希主機(jī)的內(nèi)核，Copilot可以檢測任何對主機(jī)內(nèi)核現(xiàn)有指令的惡意修改。另一方面，Copilot監(jiān)視惡意攻擊可能添加跳轉(zhuǎn)指令的位置或可能導(dǎo)致現(xiàn)有主機(jī)內(nèi)核執(zhí)行外部程序的函數(shù)指針。盡管Copilot利用了PCI設(shè)備的特性，既可不被惡意修改也可不被主機(jī)系統(tǒng)檢測到它的存在，但是它有兩個主要缺點：首先，PCI設(shè)備上運行的代碼與正在運行的系統(tǒng)之間存在語義鴻溝，即PCI設(shè)備不能訪問CPU狀態(tài)，例如CR3寄存器的狀態(tài)。而對CPU狀態(tài)的訪問對于細(xì)粒度的完整性檢測過程是必不可少的。其次，現(xiàn)有的攻擊[38]可以防止Copilot正確地訪問物理存儲器，使得PCI設(shè)備看到的物理內(nèi)存與CPU看到的不同，因此被篡改的物理內(nèi)存區(qū)域?qū)⒈浑[藏于檢測之外。

3.2 基于事件的檢測

在3.1節(jié)中討論的HyperSentry、HyperCheck和Copilot的完整性保護(hù)機(jī)制所采用的方法都是基于快照的檢測方法。但是，基于快照的檢測通常存在固有的弱點。主要是因為它們只檢查在一定間隔內(nèi)收集的快照，而忽略了間隔中的變化。攻擊者恰恰可以利用檢查間隔這一關(guān)鍵限制，即在此檢測間隔之內(nèi)完成攻擊并恢復(fù)攻擊前的Hypervisor狀態(tài)，仿佛沒有攻擊過一樣。這類攻擊稱為擦洗攻擊，HyperSentry利用IPMI技術(shù)構(gòu)建的檢測通道使得攻擊者無法預(yù)測完整性保護(hù)機(jī)制的檢測間隔，這種方法在一定程度上緩解了擦洗攻擊的威脅。但是，還存在一種攻擊稱為瞬態(tài)攻擊[39]，它屬于擦洗攻擊的變種，能在極其短的時間內(nèi)完成攻擊?，F(xiàn)有一些針對非可信Hypervisor的基于事件的完整性檢測工作[40-43]，可以很好地解決瞬態(tài)攻擊的問題。

MGUARD[41]利用FB-DIMM（fully buffered dual in-line memory module）硬件[44]實現(xiàn)了一種基于事件捕獲的完整性檢測機(jī)制。MGUARD的完整性檢測包括檢查對DRAM（dynamic random access memory）存儲器中的內(nèi)核和關(guān)鍵數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的未授權(quán)更改。其基本原理是，當(dāng)內(nèi)核被編譯并加載到內(nèi)存中，內(nèi)核控制數(shù)據(jù)（例如系統(tǒng)調(diào)用表）往往是靜態(tài)的，對內(nèi)核控制數(shù)據(jù)的任何動態(tài)修改都被視為惡意。MGUARD通過檢查捕獲的DRAM頁面狀態(tài)和DRAM頁面數(shù)據(jù)來實現(xiàn)檢測。此外，F(xiàn)B-DIMM中包括一個串行接口，可以將捕獲的數(shù)據(jù)傳輸?shù)郊械奈恢?，以進(jìn)一步詳細(xì)分析捕獲的數(shù)據(jù)來檢測攻擊的存在。MGUARD在系統(tǒng)啟動時就連續(xù)地監(jiān)視任何對物理DRAM存儲器的訪問。利用FB-DIMM硬件，MGUARD透明地對系統(tǒng)進(jìn)行完整性檢測，除了物理攻擊以外，它沒有其他的攻擊面。

Vigilare[42]提出了一種基于事件監(jiān)聽的完整性檢測機(jī)制。其完整性監(jiān)控系統(tǒng)構(gòu)建在位于主機(jī)系統(tǒng)外部的單獨硬件的獨立系統(tǒng)中，它監(jiān)聽主機(jī)系統(tǒng)的總線上的流量以監(jiān)視主機(jī)系統(tǒng)的操作。Vigilare可以對幾乎所有系統(tǒng)事件的流量進(jìn)行安全監(jiān)控，因為I/O設(shè)備、內(nèi)存和處理器之間的所有處理器指令和數(shù)據(jù)傳輸都必須通過系統(tǒng)總線。并且Vigilare本身完全獨立于主機(jī)系統(tǒng)，能夠抵御來自主機(jī)中的任何潛在危害或攻擊。具體來說，Vigilare系統(tǒng)構(gòu)建在基于ARM的SoC（system on a chip）上運行的Linux內(nèi)核中。它主要由兩部分組成：Snooper和Verifier。Snooper是一個硬件組件，它收集流量并將其傳輸?shù)絍erifier。Verifier是一個精簡的計算機(jī)系統(tǒng)，經(jīng)過優(yōu)化可以分析數(shù)據(jù)，以確定主機(jī)系統(tǒng)的完整性。因為Vigilare的系統(tǒng)不依賴于主機(jī)系統(tǒng)，所以主機(jī)系統(tǒng)的完整性不會影響Vigilare系統(tǒng)的完整性，并且主機(jī)系統(tǒng)無法以任何方式訪問Vigilare系統(tǒng)的內(nèi)存。

ED-monitor[43]構(gòu)建了與Hypervisor同地址空間的基于事件驅(qū)動的Hypervisor完整性檢測機(jī)制。EDmonitor的基于事件驅(qū)動方法與Vigilare基于事件監(jiān)聽的方法本質(zhì)上是一樣的，但是實現(xiàn)方法上有所區(qū)別。Vigilare是基于監(jiān)聽總線上的事件來判斷是否有破壞完整性的攻擊，而ED-monitor是通過在Hypervisor中加入鉤子（hook）來觸發(fā)檢測[4]。前者需要獨立的硬件系統(tǒng)來保證完整性保護(hù)機(jī)制本身的安全性，而后者需要依靠特定的軟件技術(shù)來自我防御。這里特定的軟件技術(shù)就是ASR（address space randomization）和IPR（instrumentation-based privilege restriction）。ED-monitor將ASR和IPR技術(shù)結(jié)合來保護(hù)其自身的安全。具體來說，ASR是一種用于保護(hù)代碼和數(shù)據(jù)免受駐留在同一地址空間中的惡意程序影響的輕量級方法。它使代碼和數(shù)據(jù)隨機(jī)化，以確保它們的位置在虛擬地址空間中是不可預(yù)測的，從而防止惡意程序破壞它們。但是，現(xiàn)有的ASR技術(shù)不足以隱藏針對非可信Hypervisor的完整性保護(hù)機(jī)制，因為惡意的Hypervisor還可以執(zhí)行特權(quán)指令來繞過ASR或者找出保護(hù)機(jī)制的隨機(jī)化位置。例如，Hypervisor可以操縱MMU（memory management unit）配置以將Hypervisor的完整性保護(hù)機(jī)制重新映射到已知地址并借此繞過ASR。為了使基于ASR的保護(hù)機(jī)制對惡意的Hypervisor有效，ED-monitor限制了Hypervisor直接執(zhí)行最高權(quán)限操作的能力。它利用IPR來消除Hypervisor代碼中的所有特權(quán)指令，以便限制Hypervisor必須向ED-monitor請求才能去執(zhí)行特權(quán)指令。通過這種方式，ED-monitor可以攔截并驗證Hypervisor中的特權(quán)操作（特權(quán)指令執(zhí)行、內(nèi)存管理單元的配置、中斷處理等）。另外，為了實現(xiàn)基于事件驅(qū)動的檢測手段，ED-monitor在發(fā)生指定的Hypervisor事件時調(diào)用完整性檢測程序。ED-monitor利用hook捕獲指定的Hypervisor事件。這些hook可以是插入Hypervisor代碼中任意位置的代碼hook（即跳轉(zhuǎn)指令），或是調(diào)用表中的數(shù)據(jù)hook。當(dāng)Hypervisor的執(zhí)行到達(dá)hook時，hook便會將控制流傳輸?shù)紼Dmonitor來觸發(fā)完整性檢測。

3.3 基于遠(yuǎn)程驗證的檢測

Pioneer[45]提出了一個在不可信系統(tǒng)中構(gòu)建遠(yuǎn)程驗證可執(zhí)行文件完整性的方法，并且其不需要特定的硬件或者是軟件技術(shù)來支持。通過Pioneer可以實現(xiàn)基于軟件的遠(yuǎn)程代碼驗證。其允許驗證者從一個可信實體出發(fā)，驗證在另一個非可信實體上運行的軟件堆棧的完整性。驗證者和被驗證平臺通常是不同的物理計算設(shè)備。被驗證平臺上的驗證代理對平臺的軟件堆棧進(jìn)行完整性測量，并將其測量結(jié)果發(fā)送給驗證者。一方面，Pioneer在不可信系統(tǒng)中動態(tài)建立可信計算庫，稱為動態(tài)信任基。動態(tài)信任基中包含的所有代碼都可保證未被修改。動態(tài)信任基一旦建立，它就會測量可執(zhí)行文件的完整性?？蓤?zhí)行文件將在動態(tài)信任基的執(zhí)行環(huán)境中執(zhí)行。另一方面，驗證者的代碼由三部分組成：校驗和代碼、哈希函數(shù)和發(fā)送函數(shù)。校驗和代碼計算整個驗證函數(shù)的校驗和，其需要在可屏蔽中斷的最高權(quán)限級別執(zhí)行，因此Pioneer需要最高執(zhí)行權(quán)限。Pioneer使用哈希函數(shù)（secure Hash algorithm 1，SHA-1）來進(jìn)行對可執(zhí)行文件的完整性測量。發(fā)送函數(shù)通過通信鏈路將校驗和結(jié)果與完整性測量結(jié)果返回給調(diào)度程序。在驗證過程中，驗證者使用輪詢-響應(yīng)協(xié)議來獲得不可信平臺上可驗證代碼執(zhí)行的保證。該協(xié)議有兩個步驟：首先，調(diào)度程序獲得在不受信任的平臺上存在動態(tài)信任基的保證；其次，調(diào)度程序使用動態(tài)信任基來獲得可驗證代碼執(zhí)行的保證。

Pioneer提出的遠(yuǎn)程驗證方法可以用來保護(hù)Hypervisor的完整性檢測機(jī)制的安全，即Pioneer可以用來對完整性檢測機(jī)制本身的完整性進(jìn)行實時驗證。進(jìn)一步的，Pioneer還可以用作構(gòu)建任意安全應(yīng)用程序的基本原語。

3.4 小結(jié)

在Hypervisor的完整性檢測機(jī)制中，本章分別分析了基于快照、基于事件和基于遠(yuǎn)程驗證的三種構(gòu)建方法。基于快照的完整性檢測相較于基于事件更為通用和直接，但是其安全性較弱。因為快照的捕獲需要時間驅(qū)動，這就容易留下攻擊窗口，例如擦洗攻擊和瞬時攻擊?；谑录耐暾詸z測避免了留下時間窗口，更為可靠和安全，但是其對事件的針對性較強(qiáng)，實現(xiàn)方式也更為復(fù)雜，因為保護(hù)機(jī)制需要先識別Hypervisor中的特定事件才能觸發(fā)監(jiān)聽?；谶h(yuǎn)程驗證的完整性檢測則是通過建立動態(tài)的可信來觸發(fā)完整性檢測。這種方法在實現(xiàn)上比較靈活，可以作為任意安全程序的構(gòu)建基礎(chǔ)。但在安全性方面，其需要依靠一個可信的主機(jī)來保證驗證結(jié)果的可靠性，因此可信主機(jī)需要避免被攻擊。在構(gòu)建上述完整性檢測機(jī)制的過程中，首先，依靠軟件的方式在現(xiàn)實中比起依賴于特殊硬件更為實際和通用，例如ED-monitor中的ASR和IPR只需安裝并開啟即可。其次，特殊硬件的選擇要注意其本身的限制，避免引入新的威脅，例如本章所提的HyperSentry中的SMM和Copilot中的PCI設(shè)備分別存在的問題。

4 Hypervisor防御機(jī)制

第3章分析了針對非可信Hypervisor的完整性檢測方法，采用檢測的手段有一個局限性，即它是屬于被動防御，不能預(yù)防攻擊的出現(xiàn)。本章將梳理針對非可信Hypervisor的主動防御工作，即旨在建立可信的Hypervisor。其中包括針對Hypervisor的控制流、指令仿真以及精簡TCB的防御機(jī)制。

4.1 針對Hypervisor控制流的防御

Hypersafe[46]構(gòu)造了旨在保證Hypervisor的運行時控制流完整性的保護(hù)機(jī)制。運行時的控制流完整性包括靜態(tài)控制流和動態(tài)控制流的完整性，其中靜態(tài)控制流的完整性由Hypervisor的代碼和靜態(tài)控制數(shù)據(jù)決定，而動態(tài)控制流的完整性由運行時的動態(tài)控制數(shù)據(jù)決定。Hypersafe使用不可旁路的內(nèi)存鎖定技術(shù)和受限制的指針?biāo)饕夹g(shù)來構(gòu)建防御機(jī)制，使得攻擊者無法對Hypervisor的控制流的完整性作出破壞操作。具體來說，不可旁路的內(nèi)存鎖定技術(shù)保證了Hypervisor的代碼和靜態(tài)控制數(shù)據(jù)的安全，它本質(zhì)上是基于x86系統(tǒng)的內(nèi)存保護(hù)機(jī)制實現(xiàn)的，即對頁表的W⊕X位設(shè)置寫保護(hù)。而為了對頁表進(jìn)行正常的更新操作，Hypersafe利用WP位的硬件功能（即CPU控制寄存器CR0中的寫保護(hù)位）構(gòu)造了一種安全的方法來臨時繞過寫保護(hù)，并且這種繞過的方法不會被惡意濫用。受限制的指針?biāo)饕夹g(shù)保證了Hypervisor運行時執(zhí)行路徑符合控制流完整性，即保護(hù)動態(tài)控制數(shù)據(jù)的安全。它將每個動態(tài)控制數(shù)據(jù)替換為目標(biāo)表的受限索引。目標(biāo)表包含Hypervisor的控制流程圖允許的所有間接控制轉(zhuǎn)移指令的合法位置?；谀繕?biāo)表，Hypersafe可以替換Hypervisor中所有運行時的動態(tài)控制數(shù)據(jù)。

4.2 針對Hypervisor指令仿真的防御

FWinst[47]針對Hypervisor的指令仿真進(jìn)行了保護(hù)工作。理想情況下，Hypervisor只需要仿真指令集的小部分。但是，在x86架構(gòu)上，可能需要Hypervisor仿真大多數(shù)指令[48-49]，包括仿真以下五方面中除敏感指令外的其他指令：端口I/O、內(nèi)存映射I/O、影子頁表、實模式、遷移。仿真大多數(shù)x86指令很復(fù)雜，且容易出錯。x86仿真器中存在很多漏洞，例如CVE2016-9756、CVE2017-2584、CVE2015-0239和CVE2017-2583[23]。另外，文獻(xiàn)[48]證明了任何指令都可以被強(qiáng)制模仿，這種新的攻擊媒介允許攻擊者有機(jī)會利用任何指令中的漏洞實施攻擊。

FWinst通過限制和縮小Hypervisor指令仿真的有效攻擊面來防御針對指令仿真的攻擊。要仿真的合法指令子集取決于調(diào)用仿真器的仿真上下文。如果仿真器僅接受每個上下文中的合法指令集，則針對指令的攻擊面就會縮小，因為攻擊者無法利用當(dāng)前上下文中不合法的指令中的漏洞。具體來說，F(xiàn)Winst識別五個上下文：端口I/O上下文、內(nèi)存映射I/O上下文、影子頁表上下文、實模式上下文和遷移上下文。并且給出每個上下文的合法指令的列表。為了縮小攻擊面，F(xiàn)Winst使用Hypervisor的配置確定哪個上下文有效。當(dāng)調(diào)用Hypervisor來仿真指令時，F(xiàn)Winst會檢查當(dāng)前上下文是否有效。如果FWinst認(rèn)為當(dāng)前上下文無效，則不會允許任何指令的仿真，反之則將合法指令傳遞給仿真器。

FWinst針對指令仿真中的漏洞和攻擊進(jìn)行了一定的限制和防御，但是FWinst目前的工作只針對Linux4.8版本中的KVM，在其他虛擬化技術(shù)中是否有效還有待驗證。

4.3 構(gòu)建Hypervisor的精簡TCB

Hypervisor是具有廣泛攻擊面的大型代碼庫，本文引言中已經(jīng)提到了這一點。在Hypervisor代碼庫中，其設(shè)計和實現(xiàn)的組件相當(dāng)復(fù)雜，包括復(fù)雜的內(nèi)存虛擬化和客戶虛擬機(jī)的指令仿真等。這些組件占據(jù)其代碼庫的一半，并且通常是各種可利用漏洞的存在之處。在4.1節(jié)和4.2節(jié)中提到的Hypersafe和FWinst都是有針對性地對Hypervisor構(gòu)建防御，但Hypervisor的龐大攻擊面這一特性依然存在。根據(jù)TCB的可驗證原理，更小的代碼量通常意味著更可信[50]。因此，有一些研究工作[51-58]針對如何重構(gòu)Hypervisor，實現(xiàn)既能保留其功能，又能精簡其代碼量的目的。精簡后的Hypervisor便可以是TCB的一部分，并且其代碼的正確性易被驗證。驗證Hypervisor精簡TCB的方法有很多，例如seL4[59]和Verve[60]。其中，seL4提供了驗證微內(nèi)核是否存在特定類型的軟件漏洞的方法，Verve可以用來驗證軟件堆棧中Hypervisor的每條指令的類型和內(nèi)存安全。另外，文獻(xiàn)[61]提出了一種快速驗證Hypervisor可擴(kuò)展部分安全性的方法，也可以用來提高精簡Hypervisor在功能擴(kuò)展時的安全。下面舉例梳理重構(gòu)Hypervisor的研究工作。

NOVA[54]借助微內(nèi)核的思想將Hypervisor的功能細(xì)粒度地分解為micro-Hypervisor、根分區(qū)管理器、用戶層的Hypervisor、設(shè)備驅(qū)動程序和其他系統(tǒng)服務(wù)設(shè)備。其中micro-Hypervisor運行在CPU的最高權(quán)限，而其余功能模塊都運行在用戶層。NOVA遵循最小權(quán)限原則，它實現(xiàn)的micro-Hypervisor作為TCB，其代碼量要比原本的Hypervisor少一個數(shù)量級。但NOVA存在的一個問題是，客戶虛擬機(jī)某些正常功能可能涉及到很多CPU模式的切換，造成性能損失。

Dichotomy[58]基于Hypervisor即服務(wù)的思想，將傳統(tǒng)的Hypervisor分為hyperplexor和featurevisor兩部分。其中hyperplexor為核心部分，它是一個小型、安全且穩(wěn)定的Hypervisor，僅用于管理物理硬件的調(diào)度和為featurevisor提供支持。而featurevisor是一種輕度修改的Hypervisor，它在用戶層運行，即在hyperplexor之上運行，負(fù)責(zé)面向客戶虛擬機(jī)的具體服務(wù)和管理。每個客戶虛擬機(jī)可以根據(jù)所需的服務(wù)分配不同的featurevisor。另外，Dichotomy還提出了短暫虛擬化的概念，即featurevisor可以靈活地暫時將客戶虛擬機(jī)的管理轉(zhuǎn)移給hyperplexor，以此減少上下層切換的開銷。

與NOVA和Dichotomy類似的，DeHype[53]也將Hypervisor分解。它將Hypervisor的特權(quán)指令代碼的最小子集定義為OS（operating systems）擴(kuò)展，稱為HypeLet，而將其他的大多數(shù)Hypervisor代碼放在用戶模式下執(zhí)行。當(dāng)用戶模式下的Hypervisor發(fā)出特權(quán)指令請求時，它需要通過系統(tǒng)調(diào)用方式進(jìn)入特權(quán)模式執(zhí)行HypeLet中的相關(guān)指令。用戶模式運行的Hypervisor基本上作為用戶庫運行，提供與HypeLet交互的必要功能。而HypeLet是當(dāng)前虛擬機(jī)管理程序代碼庫添加的唯一特權(quán)組件。DeHype是針對KVM的研究工作，其原型中HypeLet只包含兩萬多代碼行并且僅定義了10個系統(tǒng)調(diào)用，但其是否適用于其他虛擬化方案還有待驗證。

NoHype[51]與上述工作的思想不同，它認(rèn)為Hypervisor并不是虛擬化管理工作必不可少的一部分，因此它直接將客戶虛擬機(jī)之間的物理資源進(jìn)行預(yù)分配和隔離，而不再需要Hypervisor。具體來說，它依靠硬件的虛擬化特性[62]，嚴(yán)格地劃分客戶虛擬機(jī)之間的物理資源，使得客戶虛擬機(jī)只需要在啟動時與一個臨時的Hypervisor交互，而在其運行期間不再需要與Hypervisor交互。NoHype去掉了傳統(tǒng)意義上的Hypervisor管理層，因此大大減少了其TCB的存在。但是，NoHype對沒有硬件支持物理隔離的環(huán)境并不友好，另外其仍然需要對客戶虛擬機(jī)的操作系統(tǒng)內(nèi)核進(jìn)行微小修改，增加了開發(fā)難度。

上述研究對Hypervisor進(jìn)行重新設(shè)計采用的方法不盡相同，但卻殊途同歸。不同方法有各自的優(yōu)勢和劣勢，研究人員需要根據(jù)不同的場景選擇不同的方式。而如何構(gòu)建一個完備而又通用的方法，使得Hypervisor的TCB既精簡且易于驗證，同時性能減損，是留給研究人員繼續(xù)攻克的問題。

4.4 小結(jié)

在Hypervisor的防御機(jī)制中，本章梳理了針對控制流、指令仿真和精簡TCB的構(gòu)建方法。三者比較而言，一方面，前兩者相比于精簡TCB的構(gòu)建更為實用，可直接被現(xiàn)有實際的Hypervisor所采用，而4.3節(jié)所提的精簡TCB的方法需要對原有Hypervisor進(jìn)行不同程度的重構(gòu)。簡單直接的重構(gòu)需要劃分Hypervisor的功能模塊，例如NOVA，而復(fù)雜的重構(gòu)需要直接去除Hypervisor層，例如NoHype。另一方面，構(gòu)建Hypervisor的精簡TCB在安全性方面更為全面和可靠。Hypersafe和FWinst都是有側(cè)重的防御工作，兩者需要結(jié)合才能提供較全面的防御。而精簡TCB的構(gòu)建因為其本身安全性的易于驗證，可以提供更直接的全面防御。

5 針對非可信Hypervisor的虛擬機(jī)隔離機(jī)制

第3、第4章分別分析了Hypervisor的完整性檢測機(jī)制和防御機(jī)制的研究工作。這些工作也都各有側(cè)重和優(yōu)缺點，因此在實際中可能還是會有繞過檢測和防御的攻擊方法。本章將梳理致力于隔離惡意Hypervisor和客戶虛擬機(jī)的研究工作。其中包括基于嵌套虛擬化技術(shù)和基于加密技術(shù)的隔離機(jī)制。

5.1 基于嵌套虛擬化

CloudVisor[63]致力于限制和隔離任何非可信的Hypervisor對上層客戶虛擬機(jī)的資源（CPU、內(nèi)存和I/O設(shè)備）的非法操作。它利用嵌套虛擬化技術(shù)[64-65]，將Hypervisor置于Ring1權(quán)限，而其本身運行在Ring0權(quán)限，如此一來CloudVisor中保護(hù)操作的執(zhí)行便對任何惡意的Hypervisor來說都是透明的，并且其擁有更高的權(quán)限。具體來說，在CPU方面，CloudVisor為Hypervisor和客戶虛擬機(jī)之間所有控制轉(zhuǎn)移進(jìn)行必要的轉(zhuǎn)換和保護(hù)。而在內(nèi)存方面，CloudVisor跟蹤Hypervisor維護(hù)的每個頁和每個頁表的所有權(quán)（即擴(kuò)展頁表），并且不允許Hypervisor直接覆蓋擴(kuò)展頁表，它會在Hypervisor頁表的更新時檢查頁面的所有權(quán)是否與頁表的所有權(quán)匹配，如果不匹配則加密頁面內(nèi)容。最后在I/O設(shè)備方面，為了保護(hù)虛擬磁盤，CloudVisor在客戶虛擬機(jī)的每次磁盤I/O訪問期間透明地加密和解密數(shù)據(jù)。它使用信息摘要哈希算法（message-digest algorithm，MD5）和Merkle樹[66]來確保磁盤數(shù)據(jù)的完整性。另外，它通過維護(hù)每個客戶虛擬機(jī)的I/O訪問權(quán)限表來防止來自Hypervisor的DMA攻擊。

5.2 基于加密技術(shù)

利用加密的手段來保護(hù)客戶虛擬機(jī)免受非可信Hypervisor的入侵是一種有效的辦法，因為惡意Hypervisor無法對加密的數(shù)據(jù)進(jìn)行攻擊。本節(jié)將分別分析基于軟件和基于硬件的加密技術(shù)。

5.2.1 基于軟件的加密

文獻(xiàn)[67]提出了由AISE（address independent seed encryption）內(nèi)存加密算法和BMT（Bonsai Merkle tree）哈希樹算法組成的軟件加密技術(shù)。AISE+BMT的加密方法需要信任CPU，因為它依靠CPU運行時對密文元數(shù)據(jù)的處理邏輯來實現(xiàn)加密。

在AISE中，處理器不會直接加密數(shù)據(jù)塊（Cache數(shù)據(jù)塊），而是通過加密數(shù)據(jù)塊的種子（seed）來產(chǎn)生一個偽隨機(jī)數(shù)，然后將這個偽隨機(jī)數(shù)與數(shù)據(jù)塊的明文進(jìn)行異或后產(chǎn)生數(shù)據(jù)塊的密文。數(shù)據(jù)塊的seed是地址獨立的，并且每加密一次都會發(fā)生改變，其具體由三部分組成：LPID（logical per-page ID）、計數(shù)器和偏移。LPID對于每個物理內(nèi)存頁面都是唯一的。LPID的值在初始化時分配，與頁面地址無關(guān)。計數(shù)器和頁面偏移量是針對每個Cache數(shù)據(jù)塊的值。當(dāng)計數(shù)器溢出，相應(yīng)的頁面將會被分配新的LPID并重新加密。BMT哈希樹用來對AISE中的Cache數(shù)據(jù)塊的seed進(jìn)行完整性保護(hù)，它會將seed的密文的哈希值更新到一棵哈希樹中，該哈希樹的根節(jié)點保存在CPU中。當(dāng)處理器將seed的密文從內(nèi)存加載到Cache時，處理器會先從BMT獲取其對應(yīng)的哈希值，然后將其與當(dāng)前加載的密文數(shù)據(jù)計算所得的哈希值進(jìn)行比較，以確定當(dāng)前獲取的seed的完整性。

在性能方面，AISE+BMT的加密方法引入的開銷較低。首先，加密和解密操作是針對數(shù)據(jù)的seed而不是具體的數(shù)據(jù)，因此可以與存儲器的加載和存儲操作并行化來提升性能。其次，由于seed中的計數(shù)器很小，因此其緩存的命中率非常高。再者，BMT可以很大程度上減少內(nèi)存和緩存中哈希的大小。

SecureME[68]和HyperCoffer[69]都是運用了AISE+BMT的方法來加密客戶虛擬機(jī)數(shù)據(jù)的保護(hù)機(jī)制，但是兩者適用的場景有所不同。SecureME利用了Hypervisor來實現(xiàn)其保護(hù)機(jī)制，并將Hypervisor列為了TCB的一部分，因此它的保護(hù)機(jī)制無法隔離來自惡意Hypervisor的攻擊。而HyperCoffer只信任客戶虛擬機(jī)的OS內(nèi)核。在HyperCoffer中，客戶虛擬機(jī)中的所有數(shù)據(jù)都受到保護(hù)，包括CPU上下文中的數(shù)據(jù)、Cache數(shù)據(jù)、內(nèi)存和I/O數(shù)據(jù)。因此，在面對非可信Hypervisor時，HyperCoffer能真正對客戶虛擬機(jī)的安全進(jìn)行基于加密的隔離保護(hù)。

5.2.2 基于硬件的加密

Fidelius[70]使用其改進(jìn)的AMD的SEV（secure encrypted virtualization）技術(shù)[71]實現(xiàn)了對客戶虛擬機(jī)數(shù)據(jù)的加密和保護(hù)。與5.2.1小節(jié)中AISE+BMT的軟件加密方法的比較而言，F(xiàn)idelius使用的SEV更具優(yōu)勢。首先，SEV是在主流處理器的固件中實現(xiàn)的，硬件的支持使其更可靠，并且它可以在實際運用中得到更廣泛的支持。其次，SEV授予客戶虛擬機(jī)以頁粒度方式控制加密粒度的能力，因此它更靈活，可以適應(yīng)更復(fù)雜的加密場景。

SEV是集成在AMD-V技術(shù)中的內(nèi)存加密技術(shù)，它專門針對虛擬化的場景。SEV實現(xiàn)在獨立的SoC固件中，并與容納在CPU中的存儲器控制器協(xié)同工作。所有密鑰都由獨立的安全處理器管理，并安裝到內(nèi)存控制器中，以支持片上的AES（advanced encryption standard）加密引擎。但是，在面向非可信Hypervisor時，只使用SEV的保護(hù)并不充分[72-73]。首先，SEV未加密VMCB（virtual machine control block），因此其完整性在當(dāng)前SEV中不受保護(hù)。其次，物理內(nèi)存映射仍由Hypervisor控制，即使啟用了SEV的一種特殊模式SEV-ES（secure encrypted virtualizationencrypted state），暴露物理頁表可能導(dǎo)致客戶虛擬機(jī)受到攻擊威脅。再者，啟用密鑰共享的客戶虛擬機(jī)無法阻止Hypervisor將密鑰暴露給其他惡意的客戶虛擬機(jī)。最后，SEV不支持DMA在加密數(shù)據(jù)上操作，因此客戶虛擬機(jī)的I/O數(shù)據(jù)是沒有加密的。

為了既有效地利用SEV加密技術(shù)，又能避免其在面對非可信Hypervisor時暴露的缺陷，F(xiàn)idelius結(jié)合SEV技術(shù)進(jìn)行了如下改進(jìn)。首先，F(xiàn)idelius分離Hypervisor對硬件資源的管理功能與提供服務(wù)功能。Hypervisor仍然為客戶虛擬機(jī)提供服務(wù)，但是具體的資源管理交由Fidelius驗證和管理。這樣就避免了惡意Hypervisor對VMCB和SEV密鑰等資源的濫用。其次，構(gòu)造針對物理頁表的不可旁路的內(nèi)存隔離保護(hù)。Fidelius利用文獻(xiàn)[74-75]中的方法獲得與Hypervisor相同的執(zhí)行權(quán)限，并通過4.1節(jié)中Hypersafe的不可旁路的內(nèi)存鎖定將物理頁表與Hypervisor保持分離。Hypervisor對物理頁表只讀，而Fidelius參與正常的物理頁表操作并基于頁面信息表來驗證物理頁表的更新。最后，通過改進(jìn)SEV的發(fā)送和接收接口，F(xiàn)idelius可以加密客戶虛擬機(jī)的磁盤I/O數(shù)據(jù)。

但是，F(xiàn)idelius信任客戶虛擬機(jī)內(nèi)核，無法隔離來自客戶虛擬機(jī)內(nèi)核的攻擊。如果需要在完全不可信的環(huán)境中只保護(hù)客戶虛擬機(jī)的應(yīng)用程序，那么真正完全有效的方法是既不信任Hypervisor，也不信任客戶虛擬機(jī)內(nèi)核，做到只針對應(yīng)用程序的加密級別。Intel的SGX（software guard extensions）技術(shù)[76]就可以用來實現(xiàn)此場景的需求，例如Haven[77]對SGX的運用。文獻(xiàn)[78]將業(yè)界的Intel的SGX和AMD的SEV進(jìn)行了詳細(xì)的對比。SGX技術(shù)擁有和SEV一樣的來自主流處理器的廣泛支持的特點。但是不同于SEV，SGX技術(shù)無法用來加密整個虛擬機(jī)，它只支持應(yīng)用層面的加密。利用SGX技術(shù)可以將受保護(hù)的應(yīng)用程序與外界任意軟件隔離，構(gòu)建僅和CPU之間可信的通道。

5.3 小結(jié)

在針對非可信Hypervisor的虛擬機(jī)隔離機(jī)制中，本章梳理了基于嵌套虛擬化和基于加密技術(shù)的構(gòu)建方法。利用嵌套虛擬化可以從執(zhí)行權(quán)限方面隔離Hypervisor，而基于軟件和基于硬件的加密技術(shù)將客戶虛擬機(jī)的數(shù)據(jù)安全地與Hypervisor隔離。本質(zhì)上它們都旨在使得惡意的Hypervisor無法肆意地破壞客戶虛擬機(jī)，從而保護(hù)了客戶虛擬機(jī)的安全。兩者比較而言，嵌套虛擬化對原有虛擬化系統(tǒng)的改動比較大，不過這種方法的隔離構(gòu)建更為有效和徹底，例如CloudVisor將Hypervisor置于Ring1權(quán)限，全面地限制了Hypervisor作惡的能力。而加密技術(shù)在實現(xiàn)上更為簡單，例如Fidelius方法可以直接在現(xiàn)有支持AMD的SEV技術(shù)的機(jī)器中實現(xiàn)。另外，在加密技術(shù)中，具體加密方法的選擇與運用，還需要研究者結(jié)合加密技術(shù)支持情況和受保護(hù)的對象是虛擬機(jī)或是應(yīng)用程序等條件來權(quán)衡。

6 未來研究趨勢

性能和安全，在系統(tǒng)領(lǐng)域一直是互相影響的兩方面。一方面，安全機(jī)制的存在不可避免地會引入額外的開銷，導(dǎo)致性能降低；另一方面，在追求極致性能的研究路上又可能留下安全漏洞?，F(xiàn)有工作[11，79]同時考慮了系統(tǒng)安全性和效率，分別針對客戶虛擬機(jī)在安全性方面和隔離性方面存在的問題，構(gòu)建了相應(yīng)的保護(hù)機(jī)制，在保留高性能的同時提高了多租戶云平臺的可靠性。在未來面向云平臺非可信Hypervisor的保護(hù)機(jī)制研究趨勢中，結(jié)合性能和安全的考慮，本章給出以下三方面的探討。

首先，可以構(gòu)建基于硬件技術(shù)的保護(hù)機(jī)制?？v觀虛擬化的發(fā)展，早先的虛擬化技術(shù)是沒有硬件特性的技術(shù)支持的，因此其性能并不樂觀。在Intel和AMD分別推出Intel-VT和AMD-V后，處理器對虛擬化的支持極大改善了虛擬化的性能。同樣的，在安全方面，Intel的SGX和AMD的SEV也都從硬件層面對虛擬化技術(shù)提供保護(hù)的支持。一般來說，基于硬件實現(xiàn)的保護(hù)機(jī)制在性能方面要優(yōu)于純軟件實現(xiàn)保護(hù)機(jī)制。因此，利用硬件技術(shù)來構(gòu)建保護(hù)機(jī)制將會一直是一個重要的研究方向。特定硬件能提供的特性也不僅僅在于性能，更有獨立于主機(jī)系統(tǒng)或執(zhí)行模式等安全特性，即硬件本身可以成為TCB的一部分。本文所提到的完整性檢測機(jī)制、防御機(jī)制和隔離機(jī)制的研究工作中，也都有利用硬件技術(shù)構(gòu)造保護(hù)機(jī)制的影子。但是，在這個方向中也存在著幾點重要考慮因素。一是硬件本身也可能存在漏洞和異常；二是其通用程度。前者是基于硬件的保護(hù)機(jī)制是否能正確運作的基礎(chǔ)，而后者決定了其是否能夠在實際中更廣泛地運用。

其次，可以構(gòu)建分布式保護(hù)機(jī)制來動態(tài)地建立安全。在多租戶云平臺中，惡意的Hypervisor往往只局限于少數(shù)服務(wù)器中。攻擊者對云平臺的布局一般是未知的，因此攻擊在各個主機(jī)之間是獨立發(fā)生的。同時攻擊多個服務(wù)器并使它們作惡，其難度要比只攻擊單臺服務(wù)器大很多。因此，可以基于大多數(shù)云平臺服務(wù)器安全的前提，來構(gòu)建面向云平臺非可信Hypervisor的保護(hù)機(jī)制，以保護(hù)少數(shù)非可信的云平臺服務(wù)器。分布式保護(hù)機(jī)制本質(zhì)上可以借鑒分布式共識協(xié)議在很多應(yīng)用場景的核心思想。最典型的便是區(qū)塊鏈技術(shù)中，聯(lián)盟鏈里用到的解決拜占庭問題的PBFT（practical Byzantine fault tolerance）共識協(xié)議[80]。利用多數(shù)派安全的特征，集群可以動態(tài)地從其中找出主可信節(jié)點，并且可以不斷更換主可信節(jié)點來進(jìn)一步提高安全性。當(dāng)然，分布式的引入可能會帶來性能消耗，因此性能止損是構(gòu)建分布式保護(hù)機(jī)制的關(guān)鍵挑戰(zhàn)之一。

再者，可以構(gòu)建基于機(jī)器學(xué)習(xí)的保護(hù)機(jī)制。近年來，人工智能等新興應(yīng)用領(lǐng)域在多租戶云平臺的底層基礎(chǔ)支持下，滲入到了各行各業(yè)中，也被運用得越來越廣泛。但反過來，人工智能中的技術(shù)，例如機(jī)器學(xué)習(xí)，其本身處理數(shù)據(jù)的方式也能夠促進(jìn)云平臺的安全構(gòu)建。機(jī)器學(xué)習(xí)可以用來分析現(xiàn)有攻擊的特征，包括其對虛擬化系統(tǒng)帶來的硬件和軟件上影響的特征信息。在對這些特征信息捕獲、分析和建模后，構(gòu)建的保護(hù)機(jī)制便可以高效地進(jìn)行檢測、防御和隔離工作，甚至可以預(yù)知潛在攻擊的威脅。舉例來說，硬件性能計數(shù)器和系統(tǒng)日志是構(gòu)建保護(hù)機(jī)制很好的信息來源和載體。一方面，硬件性能計數(shù)器可以用來分析惡意攻擊程序運行時觸發(fā)的硬件事件，包括Cache、分支預(yù)測和CPU周期等方面的硬件事件?，F(xiàn)有研究工作[81-83]基于硬件性能計數(shù)器中的信息，運用機(jī)器學(xué)習(xí)算法實現(xiàn)了對側(cè)信道攻擊的實時檢測。研究工作[84]也利用硬件性能計數(shù)器中的信息構(gòu)建了針對內(nèi)核控制流攻擊的檢測機(jī)制。另一方面，系統(tǒng)日志中記錄了系統(tǒng)運行中所有重要的狀態(tài)和事件，是理解系統(tǒng)是否正確運行的寶貴資源。并且，系統(tǒng)日志非常像自然語言，因為其是由遵循嚴(yán)格邏輯和控制流的程序生成的。研究工作[85]即基于大量系統(tǒng)日志信息，構(gòu)建了檢測系統(tǒng)異常和攻擊的機(jī)器學(xué)習(xí)模型。目前，機(jī)器學(xué)習(xí)在系統(tǒng)安全方面的研究工作尚且不多，這也是留給研究人員的很好機(jī)會。

7 總結(jié)

Hypervisor在虛擬化軟件層中扮演著至關(guān)重要的角色，但它和其他軟件層一樣受到漏洞和攻擊的威脅。為此，需要構(gòu)建面向云平臺非可信Hypervisor的保護(hù)機(jī)制來提高虛擬化安全性。保護(hù)機(jī)制的構(gòu)建可以從完整性檢測、主動防御和虛擬機(jī)隔離機(jī)制這三方面出發(fā)。在完整性檢測方面，檢測機(jī)制需正確捕獲Hypervisor運行的異常。其實現(xiàn)方式直接決定了檢測局限性所在。構(gòu)建完備的檢測機(jī)制需要結(jié)合檢測目標(biāo)，選擇合適的檢測手段，確保檢測的有效性和檢測機(jī)制本身的安全性。在主動防御方面，防御機(jī)制旨在提高Hypervisor運行的安全性。構(gòu)建有效的防御機(jī)制需要結(jié)合Hypervisor的攻擊面，充分考慮潛在的威脅，并致力于避免防御機(jī)制被繞過和攻擊。在虛擬機(jī)隔離方面，隔離機(jī)制應(yīng)針對非可信Hypervisor，結(jié)合具體的隔離目標(biāo)和現(xiàn)有的隔離技術(shù)，構(gòu)建惡意攻擊無法入侵的屏障。最后，未來的研究工作可以從基于硬件保護(hù)、機(jī)器學(xué)習(xí)和分布式保護(hù)這三方面出發(fā)，綜合考慮性能與安全，構(gòu)建實用的面向云平臺非可信Hypervisor的保護(hù)機(jī)制。