Solana核心漏洞技术详解

8月9日，Solana团队齐心协力解决了一个严重的安全漏洞。这次秘密修复详情可以在GitHub上查询到。CertiK团队对这一漏洞进行了深入分析。

1. Solana漏洞起因

8月9日，Solana验证者和客户端团队齐心协力解决了一个严重的安全漏洞。Solana验证者Laine表示，这一过程始于8月7日，当时Solana基金会通过私人渠道联系了知名网络运营商。此次联系是秘密修补漏洞策略的一部分，旨在防止漏洞被以任何方式利用。补丁通过Anza工程师的GitHub存储库提供，使运营商能够独立验证和应用更改。

这次秘密修复的详情可以在GitHub存储库最近一次发布的Mainnet-beta（https://github.com/anza-xyz/agave/compare/v1.18.21...v1.18.22）中找到，唯一的改变是rbpf SVM虚拟机，从8月9日的rbpf SVM虚拟机唯一pull（https://github.com/solana-labs/rbpf/pull/583）可以定位到漏洞所在，虽然这一过程是秘密进行的，但是依然是通过开源存储库，Solana顺利地过渡了这次安全性危机。这个漏洞究竟有多大危害，以至于让Solana团队如此重视？

CertiK团队对这一漏洞进行了深入分析。漏洞存在于rbpf SVM虚拟机中，SVM（Solana Virtual Machine）是Solana区块链生态系统的核心组件之一，负责执行智能合约和去中心化应用程序。其核心原理是利用即时编译技术实现高性能的智能合约执行。由于Solana的高吞吐量和低延迟特性，SVM在Solana中扮演着至关重要的角色，为开发者提供了一个高效的去中心化应用开发环境，并且对Solana的安全性起着重要作用。

本文将会详细分析漏洞的核心原理与影响。

2. SVM虚拟机存在严重的指令漏洞

SVM是Solana区块链平台的关键组成部分，用于提供高效、安全的执行环境，用于运行智能合约和分布式应用程序。SVM的设计采用了rbpf字节码解释器（interpreter）和即时编译器（JIT），通过全局状态和智能合约接口实现与区块链网络的交互。

关于SVM虚拟机如何加载运行elf智能合约可以参考上一次CertiK对rbpf的漏洞分析章节中关于SVM运行模式介绍。

这次漏洞的核心补丁是commit（https://github.com/solana-labs/rbpf/pull/583）对rbpf SVM虚拟机的修复。漏洞的根源在于精心构造的`callx regs`指令会导致rbpf SVM虚拟机崩溃。接下来，我们将分析`callx regs`指令如何引发如此严重的影响。

首先，我们需要了解SVM虚拟机中`SBF`指令`callx regs`的运行模式和基础信息：

a. SBF指令基本的寻址

`SBF`指令的基本结构如下图所示，其中`program_vm_addr`是SVM虚拟机中指令的起始地址。对于SBFV1版本的智能合约，`program_vm_addr`计算公式为`text_section.sh_addr.saturating_add(ebpf::MM_PROGRAM_START)`。`text_section.sh_addr`是ELF头部的`text address`。在SVM虚拟机中，每条`SBF`指令的大小为`ebpf::INSN_SIZE`，即8字节。下图中的 `program.len`表示n+1条`SBF`指令的总大小。

b. Callx regs的运行模式

在SVM虚拟机中，`callx regs`指令的运行模式如下：`target_pc`是传入 `callx`指令的寄存器值，并作为SVM虚拟机中的程序计数器（PC）偏移量。在执行`callx regs`时，两个关键检查用于确保寄存器值不越界。

**检查程序起始地址：**确保`target_pc`不小于程序的起始地址。`program_vm_addr`代表`SBF`程序的起始地址。检查条件是`program_vm_addr <= target_pc`，确保`target_pc`不低于程序的起始地址，从而避免程序跳转到非法地址。
**检查程序结束地址：**确保`target_pc`不超过程序的最大地址。`program.MaxAddr`代表`SBF`指令在程序中的起始地址加上整个程序的指令大小。检查条件是`target_pc < program.MaxAddr`，确保`target_pc`在程序的有效范围内，避免越界访问。

如果这两个条件都满足，则程序会安全地跳转到指定的PC地址。

c. 漏洞的root cause

通过前文对`SBF`指令基本寻址和`callx regs`运行模式的了解，我们可以分析 JIT模式下`callx regs`存在漏洞的关键原因。

首先先分析下在JIT模式中`SBF`指令寻址映射到x86机器码的过程，`JitProgram`结构体包含了两个重要成员：

`pc_section`：存储每个`SBF`指令映射到x86机器码在`text_section`中的偏移地址。这个字段提供了从指令到机器码的映射，使得在执行`SBF`指令时可以快速找到对应的机器码位置。
`text_section`：存储x86机器码的内存区域。它包含了即时编译生成的机器码，供处理器在运行时执行。

即使在执行x86机器码时，也需要根据`SBF` 指令寻址到相应的机器码。例如，`callx target_pc`指令中，`target_pc`可以通过索引`pc_section`数组寻址到相应的x86机器码偏移。如果`target_pc`偏移的换算过程出现问题，导致从 `pc_section`取得的偏移不正确，可能会导致获取的执行的x86机器码不一致。

pub struct JitProgram {   
   /// OS page size in bytes and the alignment of the sections  
   page_size: usize,    
   /// A `*const u8` pointer into the text_section for each BPF instruction   
   pc_section: &'static mut [usize],    
   /// The x86 machinecode    
   text_section: &'static mut [u8],
   }
Initialization：
pc_section: std::slice::from_raw_parts_mut(raw.cast::<usize>(), pc) ->SBF指令偏移对应x86机器码偏移
write:
self.result.pc_section[self.pc] = unsafe { text_section_base.add(self.offset_in_text_section) } as usize;->每一次编译SBF指令，每一条SBF对应x86机器码地址

在`JitProgram`中初始化`pc_section`和`text_section`的流程如下：

确定页面大小：通过`get_system_page_size()`获取系统的页面大小，这通常是内存管理的基本单位。
`pc_loc_table_size`：`pc_loc_table_size`是`PC * 8`的大小，其中`pc`是传入的指令数量。此大小四舍五入到页面大小的倍数，因为`pc_section`存储的是`text_section`中对于x86机器码地址偏移，`usize`类型的地址大小在64位系统中刚好是8字节。
`over_allocated_code_size`：`over_allocated_code_size`是`code_size`四舍五入到页面大小的倍数。这样做是为了确保分配足够的内存来存放x86机器码。
分配内存：通过`allocate_pages`分配的内存总大小是`pc_loc_table_size + over_allocated_code_size`。`allocate_pages`返回一个裸指针，指向分配的内存区域。
初始化`pc_section`：`pc_section`是一个可变切片，指向内存的起始部分，用于存放`pc`个x86机器码地址。通过`std::slice::from_raw_parts_mut`创建，`raw.cast::<usize>()`将裸指针转换为`*mut usize`类型，切片的长度为 `pc`，每个元素的大小为8字节。
初始化**`text_section`**：`text_section`是另一个可变切片，指向分配内存区域的后半部分，用于存放x86机器码。它从`pc_loc_table_size`位置开始，到内存的末尾。这通过`raw.add(pc_loc_table_size)`确定起始地址（跳过`pc_section`存储大小），大小为`over_allocated_code_size`。

`pc_section`用于存储指令计数器位置表，大小为`pc * 8`，而`text_section`用于存储x86机器码，大小为`code_size`，所有内存分配都以页面大小对齐。

fn new(pc: usize, code_size: usize) -> Result<Self, EbpfError> {    
    let page_size = get_system_page_size();  （1、确定页面大小）     
    let pc_loc_table_size = round_to_page_size(pc * 8, page_size);         
    (2、获取pc_loc_table_size值，用于pc_section切片大小，round_to_page_size()函数确保四舍五入到页面大小的倍数，pc_loc_table_size的大小需要指令数和8字节对齐）        
    let over_allocated_code_size = round_to_page_size(code_size, page_size);         
    (3、获取over_allocated_code_size值，用于text_section大小）        
    unsafe {            
      let raw = allocate_pages(pc_loc_table_size + over_allocated_code_size)?;            
   （4、分配内存，返回裸指针raw）            
    Ok(Self {                
      page_size,                
      pc_section: std::slice::from_raw_parts_mut(raw.cast::<usize>(), pc),                
   （5、初始化pc_section）               
    text_section: std::slice::from_raw_parts_mut(                    
    raw.add(pc_loc_table_size),                    
    over_allocated_code_size,                ),                
    (6、初始化text_section）            
    })        
    }    
    }

`JitProgram`的每一次`compile``SBF`指令时候都会将偏移的`text_section`地址存储到`pc_section`中，而`text_section`保存了x86机器码的偏移地址：

let text_section_base = self.result.text_section.as_ptr();（text_section_base 是一个裸指针，指向 text_section 的起始位置。）
self.result.pc_section[self.pc] = unsafe { text_section_base.add(self.offset_in_text_section) } as usize;
(目标指针（text_section_base.add(self.offset_in_text_section)）被转换为 usize 类型并存储在 pc_section 的相应位置。）

在`callx regs`指令中，通过传入的`target_pc`计算出相对地址后跳转到存储在`pc_section`中的x86机器码地址。在JIT模式中，通过计算`target_pc - program_vm_addr`获取相对地址。JIT模式下通过获取的相对地址和`self.result.pc_section.as_ptr() as i64`数组指针地址相加可以获取`pc_section`数组中存储的`text_section`地址。其中`self.result.pc_section.as_ptr() as i64`获取的是`pc_section`裸指针的数组基地址，`pc_section`是一个`&[usize]`类型的切片，想要正确索引`pc_section`数组的值，获取的裸指针地址索引偏移必须是8字节的整数倍。

在了解完callx regs的寻址方式，接着分析造成漏洞root cause的地方。

漏洞的根本原因在于获取相对地址的过程。`callx regs`指令的处理流程如下：

1. 获取`target_pc`的值作为绝对地址。

2. 绝对地址按照8字节对齐。

3. 判断绝对地址是否越界。

4. 获取相对地址。

5. 通过相对地址和`pc_section`数组指针地址计算最终跳转的x86机器码地址。

漏洞的关键点在于第4步，合约中`program_vm_addr`和`target_pc`的值传入可控，`target_pc`的值为`callx regs`的值，而`program_vm_addr`的值需要根据ELF格式经过精心构造并且绕过SVM虚拟机对ELF格式的安全检查，就可以控制`program_vm_addr`的值。

这里起始地址`program_vm_addr`值的构造需要注意SVM虚拟机中的主要几个检查：

1. 这个检查代码的目的是计算ELF文件中入口点（`Entrypoint`）相对于文本段（`text section`）的偏移量，并检查这个偏移量是否是指令大小`ebpf::INSN_SIZE`的整数倍，目的是确保入口点（`Entrypoint`）在ELF文件的文本段（`text section`）中对齐到正确的指令边界，由于`text_section.sh_addr`用作`program_vm_addr`的偏移，所以这里得和入口点（`Entrypoint`）的偏移对齐：

// calculate entrypoint offset into the text section
let offset = header.e_entry.saturating_sub(text_section.sh_addr);
（这一行计算入口点 header.e_entry 和文本段基地址 text_section.sh_addr 之间的偏移量。saturating_sub 方法确保如果计算结果为负数，结果不会出现溢出，而是会返回 0。）
if offset.checked_rem(ebpf::INSN_SIZE as u64) != Some(0) {        
   return Err(ElfError::InvalidEntrypoint);
   }
   （这一行检查偏移量 offset 是否是指令大小 ebpf::INSN_SIZE 的整数倍。checked_rem 方法用于计算偏移量对指令大小的模，并确保计算不会出现溢出。!= Some(0) 表示如果模结果不是 0（即偏移量不是指令大小的整数倍），则进入条件块。）

2. 检查入口点`header.e_entry`是否在`.text`节的虚拟地址范围内。如果入口点不在该范围内，返回`ElfError::EntrypointOutOfBounds`错误。

let text_section = get_section(elf, b".text")?;
if !text_section.vm_range().contains(&header.e_entry) {    
      return Err(ElfError::EntrypointOutOfBounds);
}

`target_pc`作为绝对地址在第二步中按照8字节对齐，是8的整数倍，`target_pc`个位数只要小于8，执行对齐操作后将为0，大于等于8将为8，传入正常的`program_vm_addr`与8字节对齐的值将不会造成越界，只要获取到的`program_vm_addr`为并不与8字节对齐且小于8，`target_pc`减去`program_vm_addr`，可以获取到不与8字节对齐的相对地址，这里获取到的可控的相对地址范围为（`relative address < number_of_instructions * INSN_SIZE`），相对地址将会用作索引`pc_section`数组，这里计算方式是直接获取`self.result.pc_section.as_ptr() as i64`裸指针进行切片地址索引，未与8字节对齐的相对地址将会导致`pc_section`数组基指针引用错误，将会获取到一个越界地址，而越界的范围需要小于`number_of_instructions * INSN_SIZE`，这个非法地址将会导致后续call跳转到一个不一致的地址，假如访问到非法地址程序系统将会抛出段错误`Segmentation fault`，这将导致SVM虚拟机直接崩溃，如果通过精心构造的内存数据，可能会获取到一个能控制的任意跳转地址，后续甚至执行任意命令！

d. 漏洞修复

漏洞修复后的补丁对比如下：

1. 绝对地址：获取`target_pc`的值作为绝对地址。

2. 计算相对地址：首先通过减去`program_vm_addr`来获取相对地址。这一步确保了后续操作能够正确处理内存对齐问题。

3. 内存对齐：将相对地址按照8字节进行内存对齐。

4. 越界检查：判断对齐后的相对地址是否越界。

5. 获取跳转地址：最终计算出`PC`跳转的地址。

修复漏洞的关键在于第一步，通过首先获取相对地址并确保其正确对齐，从而避免了之前未对齐带来的问题。

3. SVM漏洞x86代码调试与复现

在这一章节，我们将通过分析代码和漏洞调试来复现问题。存在漏洞的合约POC构造如下：

a. SBF指令构造

假设`rax = target_pc`且`target_pc = 0x100000129`，以下是相关指令的构造，这里的r1在SVM中为rax：

rsh64 r1, 2        ; 将 r1 寄存器的值右移 2 位
or64 r1, 0x129     ; 将 r1 寄存器的值与 0x129 进行按位或运算
callx r1           ; 调用 r1 寄存器指定的地址

这些包含的`SBF`指令被编译成ELF合约，版本为SBFV1。`text_section.sh_addr`通过以下计算得出：

let text_section_info = SectionInfo {       
     .............        
     vaddr: if sbpf_version.enable_elf_vaddr()             
        && text_section.sh_addr >= ebpf::MM_PROGRAM_START            
        {            
            text_section.sh_addr (SBFV2)            
        } else {              
            text_section.sh_addr.saturating_add(ebpf::MM_PROGRAM_START) (SBFV1)            
        },         
            offset_range: text_section.file_range().unwrap_or_default(),        
        };

通过`readelf`工具，可以查看编译出的包含上述`SBF`指令的执行合约ELF文件的头部信息，其中`.text`段的地址为`0x121`，这里通过正常的合约编译出来的ELF结构并不能完全控制`.text`部分，需要精心修改`.text`段的`address`和`Entrypoint`的偏移，然后修复相应的ELF结构，才能得到能正确执行的合约。

最终的`program_vm_addr`计算如下：

text_section.sh_addr = text_section.sh_addr.saturating_add(ebpf::MM_PROGRAM_START);

在上述代码中，`program_vm_addr`的最终值为`0x100000121`。

b. SBF指令构造

在JIT模式下，将`SBF`指令翻译为x86_64汇编指令如下：

shr    rsi,0x2
mov    r10,0x33fe958d
add    r10,0xffffffffcc016b9c
or     rsi,r10

在调试器中，`rsi`计算出的`target_pc`值为`0x100000129`，这里的`target_pc`只需要小于`number_of_instructions * INSN_SIZE`。

获取`target_pc`后，进入`call`地址检查流程，最终得到`call_address`：

and       rax,0xfffffffffffffff8 (absolute address &= - ebpf::INSN_SIZE(8) ) （绝对地址对齐）
movabs    rbp,0x100000139
cmp       rax,rbp             （判断target_pc是否小于地址加指令总数边界）
jae       0x7ffff7e9b0da       CALL_OUTSIDE_TEXT_SEGMENT
movabs    rbp,0x100000121
cmp       rax,rbp              （判断target_pc是否大于等于起始地址边界）
jb        0x7ffff7e9b0da       CALL_OUTSIDE_TEXT_SEGMENT
sub       rax,rbp     （获取相对地址，因为program_vm_addr没有保证8字节内存对齐，这里相对地址为7，而存储指令的内存地址是按照8字节来索引的)
mov       r11,rax
shr       r11,0x3     （这里r11 = rax / 8，用作后续的CU计算，不影响漏洞触发）
movabs    rbp,0x7ffff7e9a000   （获取pc_section数组的基地址这里是：0x7ffff7e9a000，0x7ffff7e9a000作为pc_section数组基地，这个地址数据连续保存了3个SBF指令映射到x86机器码的地址）
add       rax,rbp         （pc_section.address + 7，0x7ffff7e9a007）
mov       rax,QWORD PTR [rax+0x0] （这里将会获取越界数据，地址0x7ffff7e9a007对应的8字节数据作为后续的call地址，而这个call地址是无效数据，是个非法地址）

在调试器中获取到相对地址，`relative address = absolute address - program_vm_addr`如下：

获取`pc_section`数组的基地址：`0x7ffff7e9a000`

`pc_section`数组的基地址`0x7ffff7e9a000`中连续保存了3个`SBF`指令映射到x86机器码的地址分别是：`0x7ffff7e9b6d0`、`0x7ffff7e9b6d4`、`0x7ffff7e9b6e5`，但是引用地址`0x7ffff7e9a007`获取的值是`0x7ffff7e9b6d400`，这是个无效的非法地址。