为什么CPU推测执行不会导致OOB程序崩溃？
Why CPU speculative execution does not cause OOB program crash?
问题源于阅读Spectre attack paper。如果我理解正确的话，攻击源于 CPU 启发式推测执行（错误的）代码分支的可能性。
考虑示例（在 C 中）：
int arr[42];
if (i < 42) {
int j = arr[i];
}
如果我对论文的理解正确，int j = arr[i] 即使在 i >= 42 时也可以（在某些情况下）推测执行。我的问题是 - 当我访问超出其范围的数组时，我的程序经常会崩溃（[=24= 上的分段错误]、Windows 上的 "The program performed an illegal operation" 错误）。
为什么在数组越界访问时推测执行不会导致程序崩溃？
关键在于，在现代 CPU 年代，动词 executing 并不代表您认为的意思。
执行指令是计算其输出和副作用（如果有）的行为。
但是，这 不会更改 程序状态。
乍一看这似乎很难理解，但实际上并没有什么奇怪的。
CPU 有一个相当大的内部内存，由它的所有寄存器组成，大部分内存是 不 程序员可见的，那部分是被称为建筑状态。
体系结构状态 (AS) 是 CPU 手册中记录的内容，以及由一系列指令（例如程序）更改的内容。
由于更改 AS 只能通过 ISA（手册）中给出的语义进行，并且 ISA 指定了串行语义（指令按程序顺序一个接一个地完成），因此不允许并行。
然而，现代 CPU 拥有大量可以独立完成工作的资源（称为执行单元）。
为了利用所有这些资源，CPU 的前端（负责从内存层次结构中读取指令并将其提供给执行单元的部分）能够到达、解码和输出每个周期多于一条指令。
前端和后端（执行单元所在的位置）之间的边界不再真正处理指令（而是使用 uops），但这是 x86 CISC 的麻烦。
所以现在 CPU 一次给 "execute" 4/6 微指令，但是如果 ISA 是串行的，除了排队这些微指令它还能做什么？
好吧，前端是这样设计的，这些 uops 不在 AS 上运行，而是在 shadow state（SS，我的术语在这里）上，它们的操作数被重命名，由部分组成CPU.
的巨大无形记忆
并行或无序更改都可以，因为它不是 AS。
这就是执行：改变 SS。
真的值得吗？毕竟重要的是AS。
好吧，将SS转移到AS，相对于执行来说，真的是很快，所以值得。
这是"renaming back"（反转之前的重命名）的事情，它被称为指令的retiring。
其实退休还不止这些
由于执行不会影响 AS，因此副作用也应该不会影响它。
这些副作用包括异常，但是推测性地处理异常太麻烦了（需要协调很多资源）所以异常处理延迟直到退休
这也具有在处理异常时拥有正确 AS 的优势，以及仅在实际必须出现时才引发异常的优势。
推测执行的要点是打赌，CPU打赌指令序列不会产生任何异常（包括页面错误），从而执行它取消大多数检查（我无法排除，无论如何都不会进行某些检查）从而获得很多优势。
当需要取消这些指令时，将检查投注，如果有任何失败，SS 将被丢弃。
这就是推测性执行不会使您的程序崩溃的原因。
Spectre 所依赖的事实是，推测性执行确实在某种意义上改变了 AS：缓存没有失效（再次出于性能原因，当赌注关闭时，SS 根本不会复制到 AS 中）和定时攻击是可能的。
这可以通过多种方式纠正，包括在从 TLB 读取时执行基本权限检查（毕竟只使用权限 0 和 3，因此逻辑很简单）或向缓存行添加一位以将其标记为推测性（被非推测代码视为无效）。
问题源于阅读Spectre attack paper。如果我理解正确的话，攻击源于 CPU 启发式推测执行（错误的）代码分支的可能性。 考虑示例（在 C 中）：
int arr[42];
if (i < 42) {
int j = arr[i];
}
如果我对论文的理解正确，int j = arr[i] 即使在 i >= 42 时也可以（在某些情况下）推测执行。我的问题是 - 当我访问超出其范围的数组时，我的程序经常会崩溃（[=24= 上的分段错误]、Windows 上的 "The program performed an illegal operation" 错误）。
为什么在数组越界访问时推测执行不会导致程序崩溃？
关键在于，在现代 CPU 年代，动词 executing 并不代表您认为的意思。
执行指令是计算其输出和副作用（如果有）的行为。
但是，这 不会更改 程序状态。
乍一看这似乎很难理解，但实际上并没有什么奇怪的。
CPU 有一个相当大的内部内存，由它的所有寄存器组成，大部分内存是 不 程序员可见的，那部分是被称为建筑状态。
体系结构状态 (AS) 是 CPU 手册中记录的内容，以及由一系列指令（例如程序）更改的内容。
由于更改 AS 只能通过 ISA（手册）中给出的语义进行，并且 ISA 指定了串行语义（指令按程序顺序一个接一个地完成），因此不允许并行。
然而，现代 CPU 拥有大量可以独立完成工作的资源（称为执行单元）。
为了利用所有这些资源，CPU 的前端（负责从内存层次结构中读取指令并将其提供给执行单元的部分）能够到达、解码和输出每个周期多于一条指令。
前端和后端（执行单元所在的位置）之间的边界不再真正处理指令（而是使用 uops），但这是 x86 CISC 的麻烦。
所以现在 CPU 一次给 "execute" 4/6 微指令，但是如果 ISA 是串行的，除了排队这些微指令它还能做什么？
好吧，前端是这样设计的，这些 uops 不在 AS 上运行，而是在 shadow state（SS，我的术语在这里）上，它们的操作数被重命名，由部分组成CPU.
的巨大无形记忆
并行或无序更改都可以，因为它不是 AS。
这就是执行：改变 SS。
真的值得吗？毕竟重要的是AS。
好吧，将SS转移到AS，相对于执行来说，真的是很快，所以值得。
这是"renaming back"（反转之前的重命名）的事情，它被称为指令的retiring。
其实退休还不止这些
由于执行不会影响 AS，因此副作用也应该不会影响它。
这些副作用包括异常，但是推测性地处理异常太麻烦了（需要协调很多资源）所以异常处理延迟直到退休
这也具有在处理异常时拥有正确 AS 的优势，以及仅在实际必须出现时才引发异常的优势。
推测执行的要点是打赌，CPU打赌指令序列不会产生任何异常（包括页面错误），从而执行它取消大多数检查（我无法排除，无论如何都不会进行某些检查）从而获得很多优势。
当需要取消这些指令时，将检查投注，如果有任何失败，SS 将被丢弃。
这就是推测性执行不会使您的程序崩溃的原因。
Spectre 所依赖的事实是，推测性执行确实在某种意义上改变了 AS：缓存没有失效（再次出于性能原因，当赌注关闭时，SS 根本不会复制到 AS 中）和定时攻击是可能的。
这可以通过多种方式纠正，包括在从 TLB 读取时执行基本权限检查（毕竟只使用权限 0 和 3，因此逻辑很简单）或向缓存行添加一位以将其标记为推测性（被非推测代码视为无效）。