Memory Tagging Extension (MTE)

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기본 정보

**Memory Tagging Extension (MTE)**는 buffer overflows 및 use-after-free 같은 메모리 관련 오류를 감지하고 방지하여 소프트웨어 신뢰성과 보안을 향상시키도록 설계되었습니다. MTE는 ARM 아키텍처의 일부로, 각 메모리 할당에 작은 tag를 붙이고 해당 메모리를 참조하는 각 pointer에도 일치하는 tag를 부여하는 메커니즘을 제공합니다. 이 방식은 런타임에 불법적인 메모리 접근을 탐지할 수 있게 하여, 그런 취약점을 악용해 임의의 코드를 실행할 위험을 크게 줄입니다.

How Memory Tagging Extension Works

MTE는 메모리를 작고 고정된 크기의 블록으로 나누고, 각 블록에 tag를 할당하는 방식으로 동작하며, 이 tag는 보통 몇 비트 크기입니다.

pointer가 해당 메모리를 가리키도록 생성되면 동일한 tag를 갖습니다. 이 tag는 메모리 pointer의 사용되지 않는 비트들에 저장되어 포인터를 해당 메모리 블록과 연결합니다.

https://www.youtube.com/watch?v=UwMt0e_dC_Q

프로그램이 pointer를 통해 메모리에 접근하면 MTE 하드웨어는 pointer의 tag가 메모리 블록의 tag와 일치하는지 검사합니다. tag가 일치하지 않으면, 이는 불법적인 메모리 접근을 의미합니다.

MTE Pointer Tags

pointer 내부의 tag는 최상위 바이트의 4비트에 저장됩니다:

https://www.youtube.com/watch?v=UwMt0e_dC_Q

따라서 최대 16개의 서로 다른 tag 값을 사용할 수 있습니다.

MTE Memory Tags

물리 메모리의 16B마다 대응하는 memory tag가 존재합니다.

메모리 태그는 전용 RAM 영역에 저장되며(일반 용도로 접근 불가), 16B마다 4비트 태그를 가지므로 전체 RAM의 최대 약 3%를 차지합니다.

ARM은 전용 RAM에 있는 이러한 태그를 조작하기 위해 다음과 같은 명령어들을 도입합니다:

STG [<Xn/SP>], #<simm>    Store Allocation (memory) Tag
LDG <Xt>, [<Xn/SP>]       Load Allocatoin (memory) Tag
IRG <Xd/SP>, <Xn/SP>      Insert Random [pointer] Tag
...

Checking Modes

Sync

CPU는 명령어가 실행되는 동안 태그를 검사하며, 불일치가 발생하면 예외(SIGSEGV with SEGV_MTESERR)를 발생시켜 정확한 명령어와 주소를 즉시 파악할 수 있습니다.
이 방식은 offending load/store가 차단되므로 가장 느리지만 가장 안전합니다.

Async

CPU는 비동기적으로 태그를 검사하며, 불일치가 발견되면 시스템 레지스터 중 하나에 예외 비트를 설정합니다. 이전 방식보다 빠르지만, 불일치를 발생시킨 정확한 명령어를 지목할 수 없고 예외를 즉시 발생시키지 않습니다(SIGSEGV with SEGV_MTEAERR), 공격자가 공격을 완료할 시간을 제공합니다.

Mixed

코어별 선호도(예: /sys/devices/system/cpu/cpu*/mte_tcf_preferred에 sync, async 또는 asymm을 쓰는 것)는 커널이 프로세스별 요청을 조용히 업그레이드하거나 다운그레이드하게 하므로, production 빌드는 보통 ASYNC를 요청하는 반면 특권 코어는 작업량이 허용할 때 SYNC를 강제합니다.

Implementation & Detection Examples

Called Hardware Tag-Based KASAN, MTE-based KASAN or in-kernel MTE.
커널 할당자(예: kmalloc)는 이 모듈을 호출하여 사용할 태그를 준비하고(무작위), 커널 공간에 할당된 메모리와 반환된 포인터에 태그를 붙입니다.

요청된 크기에 대해 **충분한 메모리 단위(각 16B)**만 표시된다는 점에 유의하세요. 따라서 요청 크기가 35이고 60B 슬랩이 제공되면, 첫 번째 16*3 = 48B만 이 태그로 표시되고 나머지는 **invalid tag (0xE)**로 표시됩니다.

태그 0xF는 match all pointer입니다. 이 포인터를 가진 메모리는 접근에 아무 태그나 사용 가능하므로(태그 불일치 없음) 공격자가 해당 태그를 사용하는 메모리를 공격하면 MTE가 공격을 탐지하지 못할 수 있습니다.

따라서 0xE와 0xF가 예약되어 있으므로 태그를 생성할 수 있는 값은 14개뿐이며, 태그 재사용 확률은 1/17 -> 약 **7%**입니다.

커널이 invalid tag granule에 접근하면 mismatch가 탐지됩니다. 다른 메모리 위치에 접근했는데 메모리가 다른 태그(또는 invalid tag)를 가지고 있다면 불일치가 역시 탐지됩니다. 공격자가 운이 좋게 메모리가 동일한 태그를 사용하고 있다면 탐지되지 않습니다. 확률은 약 7%입니다.

또 다른 버그는 할당된 메모리의 마지막 granule에서 발생합니다. 애플리케이션이 35B를 요청하면 32에서 48까지의 granule을 받습니다. 따라서 36에서 47 바이트는 동일한 태그를 사용하지만 요청된 바이트는 아닙니다. 공격자가 이 추가 바이트들에 접근하면 탐지되지 않습니다.

kfree()가 실행되면 메모리는 invalid memory tag로 재태깅되므로, use-after-free에서 메모리에 다시 접근하면 불일치가 탐지됩니다.

그러나 use-after-free 상황에서 동일한 청크가 이전과 동일한 태그로 재할당되면 공격자는 이 접근을 이용할 수 있으며(약 7% 확률) 탐지되지 않습니다.

또한 현재는 **slab과 page_alloc**만 태그된 메모리를 사용하지만, 향후에는 vmalloc, stack 및 globals에서도 사용될 예정입니다(이 문서 작성 시점에서는 여전히 남용 가능).

불일치가 탐지되면 커널은 추가적인 악용과 재시도를 방지하기 위해 panic합니다(MTE는 false positives가 없습니다).

Speculative Tag Leakage (TikTag)

TikTag (2024)는 두 개의 speculative execution gadget(TIKTAG-v1/v2)을 통해 어떤 주소의 4-bit allocation tag를 <4초 이내, >95% 성공률로 leak할 수 있음을 보였습니다. 공격자는 공격자가 선택한 캐시 라인을 speculative하게 터치하고 prefetch-induced timing을 관찰하여 Chrome 프로세스, Android system services, 또는 Linux kernel에 할당된 태그를 역난수화한 뒤, 누출된 값을 담은 포인터를 제작할 수 있습니다. 태그 공간이 brute-forced되면 probabilistic granule reuse 가정(≈7% false-negative rate)은 무너지고, 고전적 힙 익스플로잇(UAF, OOB)은 MTE가 활성화되어 있더라도 거의 100% 신뢰도로 복구됩니다. 논문은 또한 누출된 태그에서 fake slab을 retag하는 PoC 익스플로잇을 제공하여, speculative side channel이 하드웨어 태깅 방식을 우회하는 유효한 경로임을 보여줍니다.

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