這次Google Project Zero引爆的深水炸彈，也意外的讓「預測執行 (Speculative Execution)」、「非循序執行 (Out-Of-Order Execution)」和「分支預測 (Branch Prediction)」這些歷史悠久的計算機結構專有名詞，再度成為網路論壇的熱門關鍵字。
為了方便各位科科瞬間理解上面三個名詞的關係，請記得以下恆等式，不必謝我。
「預測執行 = 分支預測 + 非循序執行」，根據分支預測的結果，先斬後奏賭博性的執行指令，再藉由非循序執行引擎維持指令執行順序的一致性，與回復當預測錯誤時的處理器狀態，各位只要知道這些就夠了。
如果一時之間還搞不懂為何要這樣作，請重新想清楚「電腦 (Computer)」和「計算器 (Calculator)」最大的不同之處：電腦最重要特徵在於「條件判斷」的能力，根據不同的條件，執行不同的指令流。
如果你不想看到整條指令管線，因為等待確認條件判斷的結果而停擺，就需要設計一個紀錄分支歷史的小型快取記憶體，根據其內容「以古鑑今」去預測分支是否發生，或著發生後會跳到哪個記憶體位址，再繼續擷取並預測性的執行指令。
分支預測當然也有可能發生錯誤，像迴圈 (Loop) 就是一例，反覆發生 (Taken) 後，起碼最後一次就不會發生 (Not Taken)，這也暗示了我們可以藉由「訓練」分支預測，使其錯誤地預測執行不應被執行的程式碼。
既然系統權限已經受到重重保護，為何還會被「僭越」？
我們前面有看到處理器會有不同的程式執行權限與記憶體保護機制，但為何還會發生「下犯上」使用者模式可以讀取到系統核心資訊的慘劇，原因很簡單，因為預測執行「衝過頭」了，將不應該被應用程式存取到的記憶體位置，跳過權限檢查，被預先載入快取記憶體，即使此預測執行作廢，該記憶體位址區段仍在快取內，此時此刻有心人就有上下其手的機會，例如可「旁敲側擊」觀察記憶體存取的反應時間 (被快取到當然會更短)，判斷這段記憶體位址是否屬於系統核心。
事實上，近代高效能處理器的預測與非循序執行，並非僅限於指令，連記憶體存取這檔事都可雨露均霑，不按牌理出牌，在x86世界源自於Intel Core微架構「Merom」的「記憶體資料相依性預測功能 (Memory Disambiguation)」即為最好的範例，根據預測，承受後面的記憶體載入指令、可能需要前面載入執行結果的相依性風險，不等待前面回存 (Store) 指令完成工作，大膽的提前載入 (Load) 記憶體位址，以確保指令管線不停頓的順暢運轉。
一圖勝千言，直接引用Intel當年介紹Merom的簡報。原本Load4要等待Store3完成。
▲有了記憶體資料相依性預測功能，不等Store3，Load4就賭下去了。當然，如果賭錯了，後頭要收拾殘局的成本就非常的高，大約40個時脈週期就飛了，但看在賭對了就賺翻了的份上，硬著頭皮還要給他賭下去。
▲有沒有突然感覺到，這些處理器設計者好像都蠻「賭性堅強」？
很不幸的，Intel剛剛好就是這群賭徒中，特別敢冒險的那位 (Intel其實在微架構設計上一直蠻激進的)，有時候還真心覺得夜路走多了真的會碰到鬼，的確不是騙人的，Google Project Zero就活見「鬼」了。
成本高昂的分頁表隔離
前一篇有提到透過分頁表管理虛擬記憶體的配置，需要權限保護的作業系統核心，與一般使用者的應用程式，實際上是會有可能混在一起的。以32位元Linux為例，理論上應用程式可以看到4GB的虛擬位址，但其實最上面1GB的屬於系統核心；32位元Windows也有類似的限制，1GB或2GB切給作業系統核心與驅動程式，所以應用程式只能使用到3GB或2GB。
簡而言之，應用程式的確有機會利用某些漏洞，存取本應不該被允許的系統核心資訊。
那你也許會問：既然如此，為何我們不堅壁清野，維護兩份獨立的分頁表，一份系統核心，一份使用者，不就功德圓滿了？
但每次系統呼叫，都需要反覆切換分頁表並搬移大量的資料，尤其用來加速虛擬位址轉換實體位址的TLB (Translation Lookaside Buffer) 會一直「上沖下洗 (Flush)」，等於每次系統呼叫都要重建快取資料，想閃也閃不開，導致嚴重的效能損失，這也是為何主流作業系統都將敏感的系統核心資訊，安置在虛擬位址的高位，並透過將程式碼與資料「隨機性」的散布其內，以避免當某個漏洞被發現時，被用來「一招半式打天下」，難以採用通用手段危害作業系統的強固性。
但很不幸的，Google Project Zero的研究成果，終究還是將作業系統廠商逼回成本高昂的「隔離」手段，最起碼眼前的短期方案僅限於此，能否有更低成本的手段，還在未定之天。往好處想，無須系統呼叫的純運算工作，效能應該不會受到什麼影響，也許吧。
對x86處理器來說，問題就更大條了，兩份獨立的分頁表，意味著避開昔日16位元時代遺產「節區 (Segment) 記憶體定址」的「平面 (Flat) 記憶體模式」就此破功，對於那些早已「放生」老舊記憶體定址模式效能的新型x86處理器微架構來說，實在是不堪回首的嚴酷考驗，這就像一道旋轉們，你越積極的拋棄遺產讓微架構針對未來最佳化，你背後被老舊包袱狠狠集中的後座力也越大，所謂「牙膏擠了原來還能吸回去」，大概就是這麼一回事。
