我正在努力了解Flush+Road缓存侧通道攻击。据我所知，攻击利用了无特权数据可以加载到缓存的事实(当利用分支预测、推测执行等时)。然后，攻击者使用探测阵列访问内存，该内存被快速加载，假设在缓存中(机密数据的一部分)。
我发现有一件事不清楚，那就是攻击者如何能够在非特权内存的虚拟内存中迭代？例如，在内核虚拟内存或其他进程的内存上迭代。
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存在不同的缓存侧通道攻击。有很多变体，但你似乎混淆了两个：Prime+Probe和Flush+Road。因为这是一个关于Flush+Road的问题，我会坚持下去。
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Flush+Road的工作原理是滥用共享代码/数据，并结合clflush(缓存刷新指令)的工作方式，至少在x86上是这样。其他体系结构也有变体。受害者和攻击者必须在物理上共享至少1页数据。当攻击者使用指向此共享数据的地址的clflush命令时，它将从缓存层次结构中完全清除。因为数据是共享的，所以攻击者可以在缓存中攻击这些数据。因此，攻击者反复刷新与受害者共享的数据，然后允许/等待受害者运行，然后重新加载数据。如果攻击者的缓存未命中，则受害者不会访问数据(不会将数据带回缓存)。如果这是一个打击，受害者确实(至少可能)。攻击者可以区分缓存命中和未命中，因为内存访问的时间非常不同。
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如果攻击者和受害者是不同的进程，他们如何共享数据？您需要了解一点现代操作系统。通常，共享库只在内存中物理加载一次。例如，标准c库只加载一次，但不同的应用程序访问相同的数据(物理上)，因为它们的页表指向相同的物理地址，因为操作系统是这样设置的。
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有些操作系统更具攻击性，会扫描物理内存来查找具有完全相同数据的页面。在这种情况下；合并"；通过更改页面表，使所有使用此数据的进程都指向新的单个物理页面，而不是具有两个物理副本。不幸的是，即使在非共享库中，这也允许Flush+Road发生-如果你知道受害者的代码，并且你想监视它，你只需将其加载到你的地址空间(mmap-it)，操作系统就会很高兴地消除重复内存，让你可以访问他们的数据。只要你们两个都只是阅读数据，就没问题；如果您试图写入数据，那么操作系统将被迫取消合并页面。然而，这对FLUSH+RELOAD来说很好：无论如何，你只对阅读感兴趣！
首先，您应该看看我对查找表为什么不在恒定时间内运行的描述，因为我有缓存和标记工作原理的图片。
缓存位于MMU和CPU之间，MMU是创建虚拟内存的部件；从而高速缓存攻击实际上是虚拟存储器的独立功能。它们的功能是强制刷新缓存，然后选择如何重新加载缓存，因为您正在寻找临时信息。缓存之间的外部获取是泄露信息的原因。(注意，这基本上是一个x86问题，因为它不允许缓存锁定，这与1990年以来的大多数CPU不同。另一个警告是，我只为非x86体系结构制作了硬件，所以如果我对关键数据的缓存锁定有错，请告诉我。)。
为了举一个一般的例子，我们有一个1k字节的缓存，我们将使用AES s盒作为查找表，因此有256个条目。
- 通过从内存读取2k字节，通过不同的进程强制刷新缓存
- AES进程开始运行，并通过总线获取的代理将数据sbox数据放入高速缓存
- 然后，我们从内存中读取1023字节的不同数据，以覆盖除一个AES条目外的所有AES条目，并查看数据何时因总线读取而变慢
现在针对我们攻击虚拟内存的MMU版本。如果你看看我链接的答案，你会发现有缓存标签。现在让我们假设一个简单的例子，其中我有两个20位(1MiB的地址空间)的进程。MMU使这两个进程具有相同的0xYYY00000的虚拟表，其中YYY是内存中的实际前缀。如果我知道MMU是如何映射数据的，并且由于内存重叠的原因，我可以根据缓存中创建的标记信息创建结构化攻击。
在Bernstein的AES缓存定时攻击中，有更多关于如何在软件端构建这些攻击的详细信息。