CFI と最新のエクスプロイト緩和（ASLR/CFG/CET）

なぜ「緩和の積み重ね」が必要なのか

メモリ破壊の脆弱性（バッファオーバーフローや Use-After-Free）は、最終的に制御フロー（次にどの命令へ進むか）を攻撃者が奪うことで悪用されます。各緩和は、この奪取に至る経路の別々の段階を塞ぎます。どれか一つでは破られるため、独立した層を重ねて「全部を同時に突破する」コストを跳ね上げるのが現代のエクスプロイト緩和の設計思想です。

時系列で攻撃の段階と、それを止める緩和を並べると関係が見えます。

メモリ破壊攻撃の原理で見たとおり、DEP/NX が注入コードを封じると攻撃者は **ROP（Return-Oriented Programming）**へ移ります。ROP は末尾が ret のガジェットを連鎖させる手法でした。CFI は、この「既存コードの断片を意図しない順序でつなぐ」段階そのものを不正と判定します。

CFI の核心：前方エッジと後方エッジ

制御フローグラフ（CFG）を考えると、関数間・関数内の遷移は2種類のエッジに分かれます。CFI はこの両方を保護対象とします。

• 前方エッジ（forward edge）：これから進む方向の間接遷移。間接呼び出し（関数ポインタ経由の call）と間接ジャンプ（switch のジャンプテーブル等）。飛び先は呼び出し時点で初めて決まる。
• 後方エッジ（backward edge）：呼び出し元へ帰る方向の遷移。関数リターン（ret）。飛び先は「誰が呼んだか」で決まり、スタック上の戻りアドレスが頼り。

直接 call func のように飛び先が命令に埋め込まれた遷移は書き換えようがないので保護対象外です。攻撃者が奪えるのは、飛び先がデータ（関数ポインタや戻りアドレス）として可変な間接遷移だけであり、CFI はそこに「許される飛び先の集合」という制約を課します。

                       ┌─ 前方エッジ：間接 call / jmp（関数ポインタ・vtable）
制御フローの間接遷移 ──┤
                       └─ 後方エッジ：ret（戻りアドレス）

CFI: それぞれの飛び先を、CFG から導いた「正規の飛び先集合」に限定する

前方エッジ CFI：飛び先を型で絞る

ソフトウェア CFI（代表は LLVM の -fsanitize=cfi や Clang CFI）は、間接呼び出しの飛び先が「呼び出し側の関数ポインタ型と一致する関数群」に属するかを、呼び出し直前に実行時チェックします。コンパイラは同じシグネチャの関数をグループ化し、その集合に対する高速な所属判定（ビットセットやレンジチェック）を間接 call の前に挿入します。void(*fp)(int) を int(*)(char*) の関数や、関数の途中バイトへ飛ばそうとすると、集合外なのでプログラムを止めます。

これにより、UAF で偽の vtable ポインタを仕込んでも、呼び出される仮想関数が「その型の正規メソッド集合」の外なら弾かれます。攻撃者は「任意のアドレスへ飛ばす」自由を失い、「同じ型の正規関数のどれか」しか選べなくなります。

後方エッジ CFI：戻りアドレスを守る

前方エッジを締めても、ret が信じるスタック上の戻りアドレスを書き換えられれば ROP は成立します。後方エッジ CFI は、この戻りアドレスの正しさを保証する仕組みで、決定版が後述のシャドースタックです。ソフトウェア実装としては、戻りアドレスを別領域へ退避して照合する手法や、Windows の **RFG（Return Flow Guard）**の試みがありましたが、性能と頑健性の課題からハード支援の CET へ収束しました。

Intel CET：CFI をハードウェアで

**Intel CET（Control-flow Enforcement Technology）**は、前方・後方の両エッジを CPU 機能として実装します。Windows では HSP（Hardware-enforced Stack Protection）、Linux でも対応が進み、AMD も Shadow Stack 互換を提供します。CET は2つの独立した機構からなります。

シャドースタック（後方エッジ）

シャドースタックは、通常のスタックとは別に CPU が管理する戻りアドレス専用の影のスタックです。call は戻りアドレスを通常スタックとシャドースタックの両方に積み、ret は両者の戻りアドレスが一致するかを CPU が照合します。一致しなければ制御保護例外（#CP）を出して停止します。

シャドースタックのページはハードが特別扱いし、通常のストア命令では書き込めません。だからバッファオーバーフローで通常スタックの戻りアドレスを書き換えても、シャドースタック側は無傷で残り、ret の瞬間に不一致が露見します。

call 時:  戻りアドレス R を 通常スタック と シャドースタック の両方へ積む

攻撃者が通常スタックの戻りアドレスを R → R'（gadget）へ書き換え

ret 時:   通常スタック = R'   シャドースタック = R   → 不一致 → #CP 例外で停止
          （シャドースタックは通常の store では書けないので R のまま）

これが ROP の致命傷です。ROP チェーンは「スタックに並べた偽の戻りアドレス列を ret でたどる」ものでしたが、シャドースタックはどの ret でも正規の戻り先と照合するため、最初のガジェットへ飛んだ時点で不一致になり連鎖が始まりません。

IBT（前方エッジ）

IBT（Indirect Branch Tracking）は、間接 call／jmp の着地点を制限します。CET 下では、間接分岐は直後に endbr64（または endbr32）命令がある場所にしか着地できません。endbr 以外の命令へ間接分岐すると #CP 例外になります。

コンパイラは「正規に間接呼び出しされ得る関数の入口」にだけ endbr を置きます。したがって攻撃者は、関数の入口（endbr のある所）にしか飛べず、ROP/JOP が頼る「関数の途中バイトから始まる意図しないガジェット」へは着地できません。x86-64 の可変長命令ゆえに大量に存在したアンインテンデッドなガジェット群が、IBT によって着地不能になります。

間接 jmp/call の着地先:
  正規入口  → [ endbr64 ][ push ... ][ ... ]   OK（endbr がある）
  途中バイト→ [ pop rdi ][ ret ]               #CP 例外（endbr がない）

→ JOP/COP が使う「途中バイト起点のガジェット」へは飛べない

Windows CFG とその位置づけ

**CFG（Control Flow Guard）**は Windows のソフトウェア前方エッジ CFI です。コンパイラとローダーが協調し、間接呼び出しの直前に「飛び先が正規の関数開始アドレスか」をビットマップで照合します。プロセス空間の8バイトごとに1ビットを割り当てた表（CFG ビットマップ）で、16バイト粒度で「正規の呼び出し先か」を表し、間接 call のたびに __guard_check_icall がその位置を引いて検証します。正規でなければプロセスを終了します。

CFG は前方エッジのみで、しかも粒度が「関数の先頭」までなので、後方エッジ（ret）は守りません。そこを補うのがハード後方エッジである CET シャドースタック（Windows の Hardware-enforced Stack Protection）であり、**CFG（前方・ソフト）＋ CET シャドースタック（後方・ハード）**の組み合わせが現在の Windows の標準的な構成です。CET の IBT 相当はより新しい CPU で効きます。

ROP/JOP がどこで止まるか

緩和を全部有効にした環境で、典型的な攻撃がどこで破綻するかを段階で整理します。

1. アドレス特定で止まる（ASLR）：ガジェットや関数の実アドレスが分からなければ ROP チェーンを組めません。ただし情報リーク脆弱性で1つでもアドレスが漏れると、相対オフセットから他も逆算され得るため ASLR 単独では崩れます。
2. 注入実行で止まる（DEP/NX）：スタック/ヒープに置いた機械語は実行不可ページなので走りません。だから攻撃者はコード再利用（ROP/JOP）へ向かいます。
3. 再利用先で止まる（CFI/CET）：
   • ROP は ret 連鎖。シャドースタックが最初の不正 ret で戻りアドレス不一致を検出し停止。
   • JOP/COP は間接 jmp/call 連鎖。IBT が endbr 以外への着地を拒否し、途中バイト起点のガジェットへ飛べない。前方 CFI/CFG も飛び先集合の外を弾く。

つまり ASLR・DEP・CFI が揃うと、攻撃者は「アドレスを漏らし、注入は諦め、正規入口の正規関数だけを正規の順序に近い形で使う」という極めて狭い行動しか取れません。残る現実的な経路は、data-only 攻撃（制御フローを曲げず、設定値や権限フラグなどデータだけを書き換える）や、前方エッジの粒度の粗さを突く COOP、シャドースタック非対応環境の悪用などで、いずれも成立条件が厳しくなります。

実務での向き合い方

緩和は「全部入れて初めて層になる」ため、ビルドと実行環境で漏れなく有効化するのが要点です。

• コンパイル時に全部立てる：PIE＋フル ASLR、DEP/NX、スタックカナリア（-fstack-protector-strong）、RELRO（GOT 保護）、前方 CFI（Clang CFI／Windows は /guard:cf）、CET（-fcf-protection=full、Windows は /CETCOMPAT）を既定にする。CET はバイナリのフラグと実行 CPU の両方が対応して初めて効く。
• 多層の前提を崩さない：ASLR は情報リークで、CFI は粒度の粗さで、それぞれ単体では迂回され得る。どれか一つに頼らず重ねることが設計の前提。発想は最小権限の原則と多層防御と同じで、1枚破られても次の層で止める。
• 被害の封じ込めを併設：万一制御を奪われても、プロセスを最小権限で動かし、ブラウザサンドボックスのような分離で影響範囲を区切る。緩和（悪用を難しくする）と封じ込め（成立後の被害を狭める）は別の仕事で、両方が要る。