JP2001051858A

JP2001051858A - 基本入出力システム（ｂｉｏｓ）サービスを安全に使用するためのシステムおよび方法

Info

Publication number: JP2001051858A
Application number: JP2000180317A
Authority: JP
Inventors: Leonard J Galasso; レナード・ジェイ・ガラッソ; Matthew E Zilmer; マシュー・イー・ジルマー; Quang Phan; カン・ファン
Original assignee: FIINIKKUSU TECHNOLOGIES Ltd
Current assignee: FIINIKKUSU TECHNOLOGIES Ltd
Priority date: 1999-06-18
Filing date: 2000-06-15
Publication date: 2001-02-23
Also published as: CN1282920A; TW476913B; CN1690911A

Abstract

(57)【要約】【課題】基本入出力システム（ＢＩＯＳ）サービスを
安全に使用するためのシステムおよび方法を提供する。【解決手段】本システムは、プロセッサ・ベースのシ
ステムを処理する命令シーケンスを記憶するメモリを含
む。システムは、記憶された命令シーケンスを実行する
プロセッサも含む。記憶された命令シーケンスは、プロ
セッサに、複数の所定命令シーケンスを物理メモリから
仮想メモリにマップし、仮想メモリ内の複数の所定命令
シーケンスのうちの１つの命令シーケンスまでのオフセ
ットを判断し、命令を受け取って複数の所定命令シーケ
ンスのうちの１つの命令シーケンスを実行し、複数の所
定命令シーケンスのうちの１つの命令シーケンスに制御
を渡し、仮想メモリからの複数の所定命令シーケンスの
うちの１つの命令シーケンスを処理することを実行させ
るプロセス処置を含む。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、基本入出力システ
ム（ＢＩＯＳ）サービスを安全に使用するためのシステ
ムおよび方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】仮想メモリ・サブシステムでは、ソフト
ウェア・プログラムで使用されるメモリ・アドレスが物
理メモリ内の記憶場所に間接的にマップされる「仮想」
メモリ・アドレッシングが使用されている。物理アドレ
スへの変換は、一般に、プロセッサによって行われ、こ
のような物理アドレスにはユーザ・モード・ソフトウェ
アおよび基本入出力システム（ＢＩＯＳ）はアクセスす
ることができない。

【０００３】このような仮想メモリ・サブシステムの一
例は、マイクロソフト社が製造販売するＷｉｎｄｏｗｓ
ＮＴによって使用されているものである。具体的に
は、ＷｉｎｄｏｗｓＮＴは、要求時ページング仮想メ
モリ・サブシステムを組み込んでいる。Ｗｉｎｄｏｗｓ
ＮＴオペレーティング・システム上で実行されるプロ
グラムに供給されるメモリ・アドレスは、他のユーザ・
モード・プログラムに対して保護され、それと同様に、
他のプログラムもそれに対して保護されている。これに
よってユーザ・モード・サービスとアプリケーション
は、互いのメモリを上書きしたり、互いの命令を実行し
ないように保証される。カーネル・モード・サービスお
よびアプリケーションも同様の方法で保護される。プロ
グラムに割り振られた仮想空間の外部のメモリにアクセ
スが試みられた場合、プログラムを終了させ、ユーザに
通知する。仮想メモリ・サブシステムは、ユーザ・モー
ド・ソフトウェアによる物理メモリ・アドレスへの直接
アクセスと、コンピュータ・システムの一部である入出
力装置へのアクセスも防止する。

【０００４】コンピュータ・システム上では、仮想メモ
リ・サブシステムを使用してオペレーティング・システ
ムを実行することができる入出力装置が使用される傾向
が増している。このようなシステムでは、ＢＩＯＳ機能
などプログラムの仮想メモリ空間の外部のメモリにアク
セスする手段がない。この問題に対処する１つの手法
は、装置のための命令が入ったファイルを読み取る装置
・ドライバをインストールすることである。ドライバ
は、このファイルを読み取って、これらの命令を装置の
メモリに書き込む（またはダウンロードする）。しか
し、このタイプの装置・ドライバは、限られたメモリの
アドレッシングおよび入出力操作しかできない。さら
に、このタイプの装置・ドライバでは、物理メモリ空間
内のシステムのプロセッサ命令の実行もできない。

【０００５】

【発明が解決しようとする課題】したがって、当技術分
野では、仮想メモリ・サブシステムから物理メモリの内
容にアクセスし、実行するシステムおよび方法が必要で
ある。それにより、メモリのアドレッシング機能および
入出力操作の向上を促すとともに、物理メモリから直
接、プロセッサ命令を実行できるようにする。

【０００６】さらに、コンピュータ・システムまたはプ
ラットフォームに記憶されたデータは、更新または設定
することができる。場合によっては、このデータはきわ
めて機密性が高いことがある。設定可能な機密データの
好例は、コンピュータ・システムの基本入出力システム
（ＢＩＯＳ）である。ＢＩＯＳは、一般には何らかの形
態の不揮発性メモリに記憶され、マシン・コード、通常
はオペレーティング・システム（ＯＳ）の一部であり、
これによって、中央処理装置（ＣＰＵ）は、大容量記憶
装置からのオペレーティング・システム・カーネルのロ
ード、初期設定、診断、ルーチン入出力（「Ｉ／Ｏ」）
機能などのタスクを実行することができる。電源投入
時、ＣＰＵは、ＢＩＯＳに常駐する命令コードをフェッ
チすることによって「ブート・アップ」する。セキュリ
ティ保護がない状態では、ＢＩＯＳは、ＢＩＯＳが備え
る機能を呼び出すためのサービス要求を受けて、実施す
ることを通しての攻撃に対して無防備である。これらの
攻撃によって、ＢＩＯＳが破壊され、コンピュータ・シ
ステムが使用不能になることがある。

【０００７】したがって、ＢＩＯＳ内のデータのアクセ
スまたは変更を行うサービス要求の保全性を検証し、そ
れらのリモート要求メッセージの適切な許可制限を強制
するシステムおよび方法を提供する必要もある。

【０００８】

【課題を解決するための手段】本発明は、基本入出力シ
ステム（ＢＩＯＳ）サービスを安全に使用するためのシ
ステムおよび方法を提供する。

【０００９】本発明の一態様によると、システムは、プ
ロセッサ・ベースのシステムを処理する命令シーケンス
を記憶するメモリを含む。そのメモリは物理メモリと仮
想メモリとを含む。システムは、記憶された命令シーケ
ンスを実行するプロセッサも含む。記憶された命令シー
ケンスは、プロセッサに、複数の所定命令シーケンスを
物理メモリから仮想メモリにマップするステップと、仮
想メモリ内の複数の所定命令シーケンスのうちの１つの
命令シーケンスまでのオフセットを判断するステップ
と、命令を受け取って複数の所定命令シーケンスのうち
の１つの命令シーケンスを実行するステップと、複数の
所定命令シーケンスのうちの１つの命令シーケンスに制
御を渡すステップと、仮想メモリからの複数の所定命令
シーケンスのうちの１つの命令シーケンスを処理するス
テップとを実行させるプロセッサを含む。

【００１０】このシステムの他の態様は、サービス要求
が暗号鍵の対における秘密鍵を使用して作成されたサー
ビス要求署名を含むようにして、ＢＩＯＳサービスを使
用するサービス要求を生成するためのアクセス・ドライ
バを含む。システムは、暗号鍵対における公開鍵を使用
してサービス要求署名を検証し、サービス要求の保全性
を保証するためのインタフェースも含む。

【００１１】

【発明の実施の形態】定義本明細書に記載の「コンピュータ・システム」とは、デ
ータを処理することができる回路を含む製品である。コ
ンピュータ・システムは、たとえば、汎用コンピュータ
・システム（たとえば、サーバ、ラップトップ、デスク
トップ、パームトップ、パーソナル電子装置など）、パ
ーソナル・コンピュータ（ＰＣ）、ハード・コピー装置
（たとえば、プリンタ、プロッタ、ファクシミリ機な
ど）、銀行業務装置（たとえば自動預払機など）、およ
び同様のものを含むが、これらには限定されない。イン
フォメディアリ（infomediary）とは、製品およびサー
ビスの製作者のために情報を提供し、提供者およびその
他の事業者によって提供される製品および／またはサー
ビスに関する関連情報を事業者に供給するウェブ・サイ
トである。コンテンツとは、アプリケーション・プログ
ラム、ドライバ・プログラム、ユーティリティ・プログ
ラム、ペイロードなどおよびこれらの組合せと、グラフ
ィックス、情報資料（論文、株式相場など）および同様
のものを単独でまたは任意の組合せとして指す。さら
に、「通信リンク」は、通信の媒介またはチャネルを指
す。通信リンクは、たとえば、電話回線、モデム接続、
インターネット接続、統合サービス・ディジタル網
（「ＩＳＤＮ」）接続、非同期転送モード（ＡＴＭ）接
続、フレーム・リレー接続、イーサネット（登録商標）
接続、同軸ケーブル接続、光ファイバ接続、衛星接続
（たとえばディジタル衛星サービスなど）、ワイヤレス
接続、無線周波（ＲＦ）リンク、電磁リンク、双方向ペ
ージング接続など、およびこれらの組合せを含むが、こ
れらには限定されない。パワー・オン・セルフ・テスト
（ＰＯＳＴ）とは、ＯＳをロードする前にシステム・ハ
ードウェアの構成とテストを行うために実行される命令
を指す。

【００１２】システムの概要本発明の実施形態を組み込んだシステムの一例について
以下に説明する。

【００１３】図１に、本発明のシステムおよび方法が使
用される情報配信システム１０の一実施形態のシステム
・ブロック図を示す。このシステム１０は、インフォメ
ディアリの提供に関係する。これは、インターネット・
ユーザおよびシステムのプロファイルの安全な専用リポ
ジトリの構築とメンテナンスを必要とする。最初に、情
報を使用して、購入ハードウェア製品およびソフトウェ
ア製品の製造業者や、オンライン・サービスまたはその
他のサービスの提供者にユーザが登録される。時間の経
過と共に、このユーザ・データを使用してユーザ・プロ
ファイルが作成され、ユーザに関連ソフトウェアの更新
が通知されて、関連製品のオンライン購入を促し、一対
一のカスタマイズされた販売サービスおよびその他のサ
ービスを可能にする。

【００１４】一実施形態では、２つのソフトウェア・モ
ジュールを使用して、本発明の様々な実施形態を実施す
る。ソフトウェア・モジュールの１つはユーザのシステ
ムに置かれ、所定のウェブ・サイトにアクセスするため
に使用される。たとえば、一実施形態では、オペレーテ
ィング・システムと基本入出力（ＢＩＯＳ）はコンピュ
ータ・システムにプリインストールされ、その後、コン
ピュータ・システムが最初に電源投入されると、説明の
ために第１のソフトウェア・モジュールと呼ぶアプリケ
ーション（一実施形態では、第１のソフトウェア・モジ
ュールは、後述する初期スタートアップ・アプリケーシ
ョン（ＩＳＵＡ）である）によって、プリブート環境に
おける１つまたは複数の実行可能プログラムの始動（立
ち上げ）を可能にする。一実施形態では、第１のソフト
ウェア・モジュールは、ＯＳのロード、ブート、実行お
よび／または稼働の前に、１つまたは複数の実行可能プ
ログラムの始動を促す。一実施形態では、ユーザはこの
ようなプログラムの使用（すなわち第１のソフトウェア
・モジュールの使用）を選択するように促され、他の実
施形態では、このプログラムは自動的に始動される。第
１のソフトウェア・モジュールに含まれるプログラム
は、ツールおよびユーティリティを適切な時点で適切な
ユーザ許可により実行することができるようにすると共
に、ユーザが、ドライバ、アプリケーション、および追
加ペイロードを含む第２のソフトウェア・モジュール
を、インターネット接続を介してＰＣにダウンロードす
ることができるようにする。これらのプログラムによっ
て、ＯＳを正常に始動することができない場合にシステ
ムの遠隔管理を可能にすることもできる。

【００１５】第２のソフトウェア・モジュールが配布さ
れると、メモリ常駐になることができ、第１のソフトウ
ェア・モジュールの転送済みコピーを使用不能にするこ
とができる。システムの不揮発性メモリ内にそのまま常
駐している第１のソフトウェア・モジュールのオリジナ
ル・コピーは、第２のソフトウェア・モジュールが機能
することができなくなるか、破壊状態にあるか、または
削除されるまでアイドル状態のままになっており、機能
不能になるか、破壊または削除されると、オリジナルの
第１のソフトウェア・モジュールのコピーが、再び前述
のように転送される。第２のソフトウェア・モジュール
は、ユーザをインターネット上の特定のサーバに接続
し、他の申込み材料をダウンロードする許可を求めるた
めの所定のウェブ・サイトをユーザに指示するアプリケ
ーションを含むことができる。第２のソフトウェア・モ
ジュールは、第１のソフトウェア・モジュールの内容と
同じかまたは類似した内容を含むこともできる。

【００１６】一実施形態では、システムは、読取り専用
メモリＢＩＯＳ（ＲＯＭＢＩＯＳ）に記憶されている
初期ペイロードを含む。一実施形態では、この初期ペイ
ロードは、第１のソフトウェア・モジュール（たとえば
ＩＳＵＡ）の一部である。他の実施形態では、初期ペイ
ロードは、ＲＯＭＢＩＯＳ内に第１のソフトウェア・
モジュールとは別個のモジュールとして記憶される。一
実施形態では、初期ペイロードは、パワー・オン・セル
フ・テスト（ＰＯＳＴ）の後、ＯＳのブート、ロード、
および／または実行の前に、ＲＯＭＢＩＯＳから始動
され、画面に表示される。これは、システムを製造し、
組み立て、テストするるときや、エンド・ユーザがシス
テムを最初に起動したときなどの所定の時点で行うこと
ができる。他の実施形態では、この初期ペイロードは、
システムを製造し、組み立て、テストするときや、エン
ド・ユーザがシステムを最初に起動したときなどの所定
の時点に、所定の場所（システムのハード・ディスクな
ど）にコピーされる。ペイロードがコピーされると、ペ
イロードは、ＰＯＳＴの後、ＯＳの動作の前に実行さ
れ、グラフィックス、広告、動画、ジョイント・フォト
グラフィック・エキスパート・グループ（ＪＰＥＧ）／
ムービング・ピクチャ・エキスパート・グループ（ＭＰ
ＥＧ）形式の材料を画面に表示することができる。（イ
ンターネットまたはその他の外部接続を介して）追加の
プログラムおよび／またはペイロードを配布する場合、
ＯＳのブートの前、またはブート中に、表示画面を使用
して、メッセージまたはグラフィックスの形のカスタマ
イズされた画面を提示することができる。さらに、第１
のソフトウェア・モジュールで配布される実行可能プロ
グラムと、ウェブ・サイトからダウンロードされた後続
のプログラム（第２のソフトウェア・モジュールなど）
を使用して、ＰＣを調べ、インストールされている様々
なタイプの装置、ドライバ、およびアプリケーションを
判断することができる。一実施形態では、１９９９年６
月１８日に出願され、ＰｈｏｅｎｉｘＴｅｃｈｎｏｌ
ｏｇｉｅｓＬｔｄ．に譲渡され、その内容が参照によ
り本明細書に組み込まれる「ＭｅｔｈｏｄａｎｄＡ
ｐｐａｒａｔｕｓｆｏｒＡｕｔｏｍａｔｉｃａｌｌ
ｙＩｎｓｔａｌｌｉｎｇＡｎｄＣｏｆｉｇｕｒｉ
ｎｇＳｏｆｔｗａｒｅｏｎａＣｏｍｐｕｔｅｒ」
という名称の同時係属出願の米国特許出願第
号に記載されているように、第１のソフトウェ
ア・モジュールを使用して、ユーザのためのショートカ
ットおよび／またはブックマークの識別と、自動作成を
行う。ウェブ・サイトからダウンロードされたプログラ
ムは、ユーザの選好に基づくユーザ・プロファイルの収
集と維持を行うソフトウェアを含むことがある。このよ
うな情報は、インフォメディアリに供給することがで
き、続いてインフォメディアリは、その情報および／ま
たはその情報に基づく編集データの一部を、供給者また
はその他の事業者に転送し、供給者またはその他の事業
者によって提供される情報の更新版または改訂版を入手
することができる。

【００１７】図１を参照すると、情報配信システム１０
は、１つまたは複数の通信リンク３０₁〜３０_Nを介して
１つまたは複数のユーザ・コンピュータ・システム４０
₁〜４０_N（「４０」）に接続されたサービス・センター
２０を含む。サービス・センター２０は、１つまたは複
数のサーバ２２と、１つまたは複数のデータベース２４
と、１つまたは複数のコンピュータ２６₁〜２６_Mとを含
む。１つまたは複数のコンピュータ２６₁〜２６_Mは、複
数のユーザ・コンピュータ・システム４０₁〜４０_Nによ
る同時アクセスを行うことができる。複数のコンピュー
タを使用する場合、コンピュータ２６₁〜２６_Mは、ロー
カル・エリア・ネットワーク（ＬＡＮ）またはその他の
任意の同様の接続技法によって接続することができる。
しかし、サービス・センター２０は他の構成を有するこ
とも可能である。たとえば、より少ない数のより大型の
コンピュータ（すなわち少数のメインフレーム、ミニ・
コンピュータなど）を備え、ユーザ・コンピュータとの
通信リンクを確立することができる大型コンピュータで
複数の内部プログラムまたはプロセスを実行することも
できる。

【００１８】サービス・センター２０は、リモート・ネ
ットワーク５０（たとえばインターネット）またはリモ
ート・サイト（たとえば、図１に図示されていないサテ
ライト）に接続することもできる。リモート・ネットワ
ーク５０またはリモート・サイトによって、サービス・
センター２０は、サービス・センター２０で記憶するこ
とが可能な、より多様なコンピュータ・ソフトウェア、
コンテンツなどを提供することができる。サービス・セ
ンター・コンピュータ、たとえばコンピュータ２６₁に
接続された１つまたは複数のデータベース２４を使用し
て、コンピュータ２６上で使用可能なコンピュータ・ソ
フトウェアから成るデータベース項目が記憶される。一
実施形態では、各ユーザ・コンピュータ４０₁〜４０
_Nは、他のどのコンピュータもアクセスすることができ
ないそれ自体のセキュア・データベース（図示せず）を
有する。通信リンク３０₁〜３０_Nによって、１つまたは
複数のユーザ・コンピュータ・システム４０₁〜４０_Nは
コンピュータ２６₁〜２６_Mに同時に接続することができ
る。これらの接続はサーバ２２によって管理される。

【００１９】ユーザ・コンピュータ・システム４０が情
報サービス・コンピュータ２６との双方向通信を確立し
た後、後述する方式でコンテンツがユーザ・コンピュー
タ・システム４０に送られる。ダウンロードされるコン
テンツには、ユーザおよび／またはユーザ・コンピュー
タ・システムのハードウェアおよび／またはソフトウェ
アを調べて、ユーザ・プロファイルと、ユーザのシステ
ムのプロファイルとを作成するアプリケーションが含ま
れる。ユーザおよび／またはユーザのコンピュータ・シ
ステムから収集された情報は、その後サービス・センタ
ー２０に供給され、サービス・センター２０はユーザお
よびシステム・プロファイルに基づいてユーザ・コンピ
ュータ４０に追加のコンテンツを供給する。サービス・
コンピュータ２６に接続されたデータベースからのデー
タベース項目には、ユーザが利用することができるコン
ピュータ・ソフトウェア、ハードウェア、および第三者
サービスおよび製品に関する情報が含まれる。ユーザお
よび／またはシステム・プロファイルに基づいて、この
コンテンツはさらに、表示のためにユーザ・コンピュー
タに送られる。コンテンツは、既存コンピュータ・ソフ
トウェアのパッチおよび修正、既存コンピュータ・ソフ
トウェアの新バージョン、新品のコンピュータ・ソフト
ウェア、新しいヘルプ・ファイルなどの入手可能性な
ど、情報の一覧も含むことができる。コンテンツはさら
に、ユーザにとって関心のあるハードウェアおよび第三
者製品およびサービスの入手可能性に関する情報も含む
ことができる。その場合、ユーザは、入手可能な製品お
よびサービスの一覧から１つまたは複数の選択を行うこ
とができ、その製品をサービス・コンピュータ２６から
ユーザ・コンピュータに転送するように要求することが
できる。あるいは、ユーザは、入手可能な製品およびサ
ービスの一覧から所望の製品またはサービスを購入する
ことができる。

【００２０】図２に、本発明の実施形態を実施する例示
のコンピュータ・システム１００を示す。このコンピュ
ータ・システム１００は、ユーザ・コンピュータ・シス
テム４０₁〜４０_Nおよび／またはコンピュータ２６₁〜
２６_M（図１）の一実施形態を例示するものであるが、
他の実施形態も容易に使用可能である。

【００２１】図２を参照すると、コンピュータ・システ
ム１００はプロセッサすなわち中央処理装置（ＣＰＵ）
１０４を含む。図のＣＰＵ１０４は、演算を行う演算論
理ユニット（ＡＬＵ）と、データおよび命令の一時記憶
のためのレジスタの集合と、システム１００の動作を制
御する制御ユニットとを含む。一実施形態では、ＣＰＵ
１０４は、Ｉｎｔｅｌ^TMＣｏｒｐｏｒａｔｉｏｎが販売
する×８６、Ｐｅｎｔｉｕｍ^TM、ＰｅｎｔｉｕｍＩ
Ｉ^TM、およびＰｅｎｔｉｕｍＰｒｏ^TMマイクロプロセ
ッサ、ＡＭＤ^TMが販売するＫ−６マイクロプロセッサ、
Ｃｙｒｉｘ^TMＣｏｒｐ．が販売する６×８６ＭＸマイク
ロプロセッサのうちのいずれか１つを含む。他の例とし
て、ＤｉｇｉｔａｌＥｑｕｉｐｍｅｎｔＣｏｒｐｏ
ｒａｔｉｏｎ ^TMが販売するＡｌｐｈａ^TMプロセッサ、Ｍ
ｏｔｏｒｏｌａ^TMが販売する６８０×０プロセッサ、ま
たはＩＢＭ^TMが販売するＰｏｗｅｒＰＣ^TMプロセッサ
などがある。さらに、ＳｕｎＭｉｃｒｏｓｙｓｔｅｍ
ｓ、ＭＩＰＳ、ＩＢＭ、Ｍｏｔｏｒｏｌａ、ＮＥＣ、Ｃ
ｙｒｉｘ、ＡＭＤ、Ｎｅｘｇｅｎ、およびその他の会社
のものを含めて、他の様々なプロセッサのいずれかを使
用してＣＰＵ１０４を実現することもできる。ＣＰＵ１
４０は、マイクロプロセッサには限定されず、マイクロ
コントローラ、ディジタル信号プロセッサ、縮小命令セ
ット・コンピュータ（ＲＩＳＣ）、特定用途向け集積回
路、および同様のものなど、他の形態をとることもでき
る。１つのＣＰＵ１０４が図示されているが、コンピュ
ータ・システム１００は別法として複数の処理装置を含
むこともできる。

【００２２】ＣＰＵ１０４は、ＣＰＵバス１０８を介し
てバス・コントローラ１１２に結合されている。バス・
コントローラ１１２は、その中に組み込まれたメモリ・
コントローラ１１６を含むが、メモリ・コントローラ１
１６はバス・コントローラ１１２の外部に置くこともで
きる。メモリ・コントローラ１１６は、ＣＰＵ１０４ま
たはその他の装置によるメモリ・バス１２０を介したシ
ステム・メモリ１２４へのアクセスのためのインタフェ
ースである。一実施形態では、システム・メモリ１２４
は、シンクロナス・ダイナミック・ランダム・アクセス
・メモリ（ＳＤＲＡＭ）を含む。システム・メモリ１２
４は、任意選択として任意の追加または代替の高速メモ
リ装置またはメモリ回路を含むこともできる。バス・コ
ントローラ１１２は、たとえばペリフェラル・コンポー
ネント・インターコネクト（ＰＣＩ）バス、業界標準ア
ーキテクチャ（ＩＳＡ）バスなどとすることができるシ
ステム・バス１２８に結合されている。システム・バス
１２８には、グラフィックス・コントローラ、グラフィ
ックス・エンジンまたはビデオ・コントローラ１３２、
大容量記憶装置１５２、通信インタフェース装置１５
６、１つまたは複数の入出力（Ｉ／Ｏ）装置１６８₁〜
１６８_N、および拡張バス・コントローラ１７２が結合
されている。ビデオ・コントローラ１３２は、ビデオ・
メモリ１３６（たとえば８メガバイト）およびビデオＢ
ＩＯＳ１４０に結合され、これらはすべて、番号１４４
で示されているように単一のカードまたは装置上に集積
することができる。ビデオ・メモリ１３６は、表示画面
１４８上に情報を表示するための表示データを入れるた
めに使用され、ビデオＢＩＯＳ１４０は、ビデオ・コン
トローラ１３２を制御するコードおよびビデオ・サービ
スを含む。他の実施形態では、ビデオ・コントローラ１
３２は、アドバンスド・グラフィックス・ポート（ＡＧ
Ｐ）バスを介してＣＰＵ１０４に結合される。

【００２３】大容量記憶装置１５２として、ハード・デ
ィスク、フロッピィ・ディスク、ＣＤ−ＲＯＭ、ＤＶＤ
−ＲＯＭ、テープ、高密度フロッピィ、高容量取外し可
能媒体、低容量取外し可能媒体、半導体メモリ装置（ｓ
ｏｌｉｄｓｔａｔｅｍｅｍｏｒｙｄｅｖｉｃｅ）
など、およびこれらの組合せが含まれる（ただしこれら
には限定されない）。大容量記憶装置１５２は、他の任
意の大容量記憶媒体を含むことができる。通信インタフ
ェース装置１５６としては、通信リンク１６０を介して
ネットワーク１６４にアクセスするためのネットワーク
・カード、モデム・インタフェースなどがある。Ｉ／Ｏ
装置１６８₁〜１６８_Nには、キーボード、マウス、オー
ディオ／サウンド・カード、プリンタ、および同様のも
のが含まれる。Ｉ／Ｏ装置１６８₁〜１６８_Nは、コンパ
クト・ディスク・ドライブ、ディジタル・ディスク・ド
ライブ、テープ・ドライブ、ジップ・ドライブ、ジャズ
・ドライブ、ディジタル・ビデオ・ディスク（ＤＶＤ）
ドライブ、半導体メモリ装置、光磁気ディスク・ドライ
ブ、高密度フロッピィ・ドライブ、高容量取外し可能媒
体ドライブ、低容量媒体装置、および／またはこれらの
任意の組合せなどのディスク・ドライブとすることがで
きる。拡張バス・コントローラ１７２は、システム・フ
ァームウェア１７６を含む不揮発性メモリ１７５に結合
されている。システム・ファームウェア１７６は、特に
コンピュータ・システム１００内のハードウェア装置を
制御する、システムＢＩＯＳ８２を含む。システム・フ
ァームウェア１７６は、ＲＯＭ１８０およびフラッシュ
（またはＥＥＰＲＯＭ）１８４も含む。拡張バス・コン
トローラ１７２は、ＲＡＭ、ＲＯＭ、および／またはフ
ラッシュ・メモリ（図示せず）を有する拡張メモリ１８
８にも結合されている。システム１１００は、さらに、
バス・コントローラ１１２に結合されたメモリ・モジュ
ール１９０も含むことができる。一実施形態では、メモ
リ・モジュール１９０はＲＯＭ１９２およびフラッシュ
（またはＥＥＰＲＯＭ）１９４を含む。

【００２４】当業者には周知のように、コンピュータ・
システム１００はさらにオペレーティング・システム
（ＯＳ）と少なくとも１つのアプリケーション・プログ
ラムとを含み、これらは、一実施形態ではＰＯＳＴ後に
大容量記憶装置１５２からシステム・メモリ１２４にロ
ードされ、始動される。ＯＳとしては、たとえば、ＤＯ
Ｓ、Ｗｉｎｄｏｗｓ^TM（たとえばＷｉｎｄｏｗｓ９
５^TM、Ｗｉｎｄｏｗｓ９８^TM、ＷｉｎｄｏｗｓＮ
Ｔ^TM）、Ｕｎｉｘ、Ｌｉｎｕｘ、ＯＳ／２、ＯＳ／９、
Ｘｅｎｉｘなどを含めて、任意のタイプのＯＳがある。
オペレーティング・システムは、コンピュータ・システ
ムの動作と資源の割り振りを制御する１つまたは複数の
プログラムのセットである。アプリケーション・プログ
ラムは、ユーザが希望するタスクを実行する１つまたは
複数のソフトウェア・プログラムのセットである。

【００２５】コンピュータ・プログラミングの業者の慣
行に従って、特に明記しない限り、コンピュータ・シス
テム１００によって実行される動作のシンボリック表現
に言及しながら本発明について以下に説明する。このよ
うな動作は、コンピュータにより実行されるものとして
記載する場合がある。シンボリックに表現される動作に
は、データ・ビットを表す電気信号のＣＰＵ１０４によ
る操作およびシステム・メモリ１２４内の記憶場所にお
けるデータ・ビットの維持と、信号のその他の処理が含
まれることがわかるであろう。データ・ビットが維持さ
れる記憶場所は、データ・ビットに対応する特定の電
気、磁気、光学、または有機特性を有する物理的な場所
である。

【００２６】ソフトウェアに実装される場合、本発明の
各要素は、本質的に、必要なタスクを実行するためのコ
ード・セグメントである。プログラムまたはコード・セ
グメントは、プロセッサ可読媒体に記憶するか、または
伝送媒体または通信リンクを介して、搬送波で実施され
たコンピュータ・データ信号によって伝送することがで
きる。「プロセッサ可読媒体」には、情報を記憶または
伝送することができる任意の媒体を含めることができ
る。プロセッサ可読媒体の例としては、電子回路、半導
体メモリ装置、ＲＯＭ、フラッシュ・メモリ、消去可能
ＲＯＭ（ＥＲＯＭ）、フロッピィ・ディスケット、ＣＤ
−ＲＯＭ、光ディスク、ハード・ディスク、光ファイバ
媒体、無線周波（ＲＦ）リンクなどがある。コンピュー
タ・データ信号には、電子ネットワーク・チャネル、光
ファイバ、空気、電磁気、ＲＦリンクなどの伝送媒体を
介して伝播可能な任意の信号が含まれる。コード・セグ
メントは、インターネット、イントラネットなどのコン
ピュータ・ネットワークを介してダウンロードすること
ができる。

【００２７】図３に、コンピュータ・システム１００の
論理図を示す。図２および図３を参照すると、システム
・ファームウェア１７６は、ＰＯＳＴ中にシステム・メ
モリ１２４にロードされ、その後プロセッサ１０４によ
って実行される、ソフトウェア・モジュールおよびデー
タを含む。一実施形態では、システム・ファームウェア
１７６は、システムＢＩＯＳハンドラ、ハードウェア・
ルーチンなどを有するシステムＢＩＯＳモジュール８２
と、ＲＯＭアプリケーション・プログラム・インタフェ
ース（ＲＡＰＩ）モジュール８４と、初期スタートアッ
プ・アプリケーション（ＩＳＵＡ）モジュール８６と、
初期ペイロード８８ａと、暗号鍵９０と、暗号エンジン
９２と、表示エンジン９４とを含む。システム・ファー
ムウェア１７６の上記各モジュールおよび部分は、ＲＯ
Ｍ１８０および／またはフラッシュ１８４に入れること
ができる。あるいは、システム・ファームウェア１７６
の上記モジュールおよび部分は、ＲＯＭ１９０および／
またはフラッシュ１９４に入れることができる。ＲＡＰ
Ｉ８４、ＩＳＵＡ８６、および初期ペイロード８８ａ
は、それぞれ別々に作成し、コンピュータ・システム１
００の最初の使用の前にシステム・ファームウェア１７
６に記憶することができる。一実施形態では、ＲＡＰＩ
８４、ＩＳＵＡ８６、および初期ペイロード８８ａは、
それぞれ、ＰｈｏｅｎｉｘＴｅｈｎｏｌｏｇｉｅｓ，
Ｌｔｄ．によって開発されたプロプライエタリ・ソフト
ウェアを含む。

【００２８】ＲＡＰＩ８４は一般に、ＲＯＭアプリケー
ション・プログラムとシステムＢＩＯＳ８２との間の安
全保護されたインタフェースを実現する。ＲＡＰＩ８４
の一実施形態については、以下で図８から図１８および
それに付随する本文で説明する。ＩＳＵＡ８６について
は、１９９９年６月１８日に出願され、Ｐｈｏｅｎｉｘ
Ｔｅｃｈｎｏｌｏｇｉｅｓ，Ｌｔｄ．に譲渡され、参
照により本明細書に組み込まれる「Ｍｅｔｈｏｄａｎ
ｄＡｐｐａｒａｔｕｓｆｏｒＡｕｔｏｍａｔｉｃ
ａｌｌｙＩｎｓｔａｌｌｉｎｇａｎｄＣｏｎｆｉ
ｇｕｒｉｎｇＳｏｆｔｗａｒｅｏｎａＣｏｍｐｕ
ｔｅｒ」という名称の同時係属出願の米国特許出願第
号に記載されている。

【００２９】仮想メモリから物理メモリの内容にアクセ
スして実行する本発明の１つの局面は、図２に示され
る、処理システム１００にインストールされたオペレー
ティング・システムに関連して説明される。図４は、本
発明のシステムと方法を利用する処理システムのアーキ
テクチャを示す総合的な機能ブロック図である。処理シ
ステム１００は、アプリケーション・プログラム２３２
とサービス２３４をサポートするオペレーティング・シ
ステム２３０、基本入力／出力システム（「ＢＩＯ
Ｓ」）２３６、およびシステム・ハードウェア２３８か
ら成る。ＢＩＯＳ２３６は、コンソール（キーボード
とディスプレイ）、汎用プリンタ、補助装置（シリアル
・ポート）、コンピュータのクロック、および起動ディ
スク装置などのハードウェア装置用の、ドライバまたは
ソフトウェア・インタフェースを集めたものである。Ｂ
ＩＯＳ２３６は、一般にプログラム可能な読み出し専
用メモリ（ＲＯＭ）に組み込まれる。しばしば、ＢＩＯ
Ｓ関数自体は、物理メモリのより高速なアクセス時間を
利用して、実際にＲＯＭから物理メモリにコピーされ
る。これはＢＩＯＳ２３６の「シャドーイング」とし
て知られる。その理由は、ＢＩＯＳ２３６には結果と
して２つのコピーがあるからである（１つはＲＯＭ（こ
れ以上使用されない）にあり、もう１つは物理メモリに
ある）。ＢＩＯＳ２３６を格納する物理メモリの部分
は、ＢＩＯＳシャドー空間として知られる。Ｗｉｎｄｏ
ｗｓＮＴのようなオペレーティング・システムは、オ
ペレーティング・システムの起動後および実行中にＢＩ
ＯＳ２３６を使用しない。ＷｉｎｄｏｗｓＮＴオペ
レーティング・システムにあるカーネル・レベルのドラ
イバは、システム・ハードウェアと直接インタフェース
をとる。本発明は、システム・ハードウェア２３８とオ
ペレーティング・システム２３２との間のインタフェー
スとしてＢＩＯＳ２３６の使用を容易にする。

【００３０】オペレーティング・システム２３０には、
アプリケーション・プログラム２３２およびサービス２
３４とインタフェースをとるクラス・ドライバ２４０、
およびＩ／Ｏマネージャ２４２が含まれる。Ｉ／Ｏマネ
ージャ２４２は、アプリケーション・プログラム２３２
とサービス２３４からのＩ／Ｏ要求（クラス・ドライバ
２４０を通じて作成される）を、カーネル２４４内に位
置する様々なドライバ・ルーチンに対して適切に順序付
けした呼び出しに変換する。特に、入出力要求を受信し
たとき、Ｉ／Ｏマネージャ２４２は要求の関数コードを
使用して、カーネル２４４に位置するドライバ内にある
いくつかのディスパッチ・ルーチンの１つを呼び出す。
カーネル２４４は、システム関数と呼ばれる、ハードウ
ェアから独立した関数を提供する。これらの関数は、ソ
フトウェア割り込みによってアクセスされる。カーネル
２４４によって提供される関数には、特に、ファイルと
ディレクトリの管理、メモリ管理、キャラクタ装置入力
／出力、および時刻と日付のサポートなどが含まれる。
１つの実施形態では、オペレーティング・システムはＷ
ｉｎｄｏｗｓＮＴオペレーティング・システムであ
る。代替の実施形態では、オペレーティング・システム
２３０には、Ｓｏｌａｒｉｓオペレーティング・システ
ムもしくはＡＩＸオペレーティング・システム、または
要求時ページング仮想メモリ・サブシステムに基づくそ
の他のオペレーティング・システムなどが含まれる。

【００３１】本発明では、カーネル２４４内に配置され
るアクセス・ドライバ２４６が提供される。アクセス・
ドライバ２４６は、ＢＩＯＳ２３６に位置するＢＩＯ
Ｓデータにアクセスする役割を果たす。または、ＢＩＯ
Ｓ２３６を通じてシステム・ハードウェア２３８のデ
ータにアクセスする役割を果たす。アクセス・ドライバ
２４６は、関連するＢＩＯＳ関数を実行するだけではな
く、ＢＩＯＳ関数アドレスのロケーションにアクセスす
る役割も果たす。１つの好ましい実施形態では、アクセ
ス・ドライバ２４４はＣ言語で記述されたソース・コー
ドから成る。その他のアセンブリ言語も、アクセス・ド
ライバ２４４の関数の実装に利用できることが理解され
る。ＢＩＯＳのデータとアドレスは、一般に物理メモリ
２５０に配置され、アクセス・ドライバ２４６によって
ＢＩＯＳインタフェース２４８を通じてアクセスされ
る。１つの実施形態では、アクセス・ドライバ２４６
は、ＢＩＯＳシャドー空間内の、一般に物理アドレス０
ｘ０００Ｅ００００から０ｘ０００ＦＦＦＦＦまでのコ
ードを実行する。

【００３２】例として、アクセス・ドライバ２４６が物
理メモリのアドレス０ｘ００００００００に位置するＢ
ＩＯＳ関数に対してアクセスが必要な場合を考える。ア
クセス・ドライバ２４６は、Ｉ／Ｏマネージャ２４２に
対して呼び出しを行い、物理アドレス０ｘ００００００
００から０ｘ０００００ＦＦＦまでのメモリ空間をその
仮想メモリ空間にマップするように要求する。次に、Ｉ
／Ｏマネージャ２４２は、アクセス・ドライバ２４６の
仮想メモリ空間にポインタを返す（たとえば、０ｘｆｄ
２６８０００）。アクセス・ドライバは、この時点で物
理アドレス０ｘ００００００００のアドレス空間を、そ
の仮想アドレス０ｘｆｄ２６８０００に基づいてまたは
基準にすることによって参照することができる。したが
って、物理アドレス０ｘ２４００に位置する関数にアク
セスする場合、使用される仮想アドレスは０ｘｆｄ２６
８２４００となる。

【００３３】１つの好ましい実施形態では、一連のエン
トリ・ポイントまたは関数呼び出しは、アクセス・ドラ
イバ２４６を利用する、アプリケーション・プログラム
２３０、サービス２３２、またはクラス・ドライバ２４
０に対して利用可能である。アクセス・ドライバ２４６
は、オープンやクローズが可能であるとともに、これら
のエントリ・ポイントを通じて入力／出力（「Ｉ／
Ｏ」）制御コード（「ＩＯＣＴＬ」）を受信することが
できる。表１は、アクセス・ドライバ２４６の構造、エ
ントリ・ポイント、およびアプリケーションを示す。

【００３４】図５は、本発明の原理に従って提供される
アクセス・ドライバ２４６の初期化プロセスを示すブロ
ック図である。一般に、アクセス・ドライバ２４６が最
初にロードされるとき、そのＤｒｉｖｅｒＥｎｔｒｙ関
数（表１を参照）が実行される。この関数ではいくつか
の他の初期化が行われるが（アクセス・ドライバ２４６
の正常な動作を目的とした様々なリソースまたはオブジ
ェクトの割り当てなど）、特に重要な初期化は次の２箇
所で行われる。（ａ）物理メモリ２５０に位置するＢＩ
ＯＳシャドー・エリア２６０（ＢＩＯＳサービス・ディ
レクトリ６２を含む）、および（ｂ）同じく物理メモリ
２５０に位置するＢＩＯＳデータ・エリア２６４であ
り、両方とも仮想メモリにマップされる（アクセス・ド
ライバ２４６のＢＩＯＳシャドー・エリア２７０（ＢＩ
ＯＳサービス・ディレクトリ２７２とＢＩＯＳデータ・
エリア７４を含む）として図５に示される）。その結
果、アプリケーション・プログラム２３２またはサービ
ス２２３４は、クラス・ドライバ２４０を通じて、仮想
アドレッシングを使用してＢＩＯＳ関数にアクセスした
りまたは実行したりすることができる。ＢＩＯＳ２３
６の物理アドレス空間はアクセス・ドライバ２４６のみ
にマップされるため、ＢＩＯＳ関数はアクセス・ドライ
バ２４６から実行されなければならないことに注意しな
ければならない。加えて、アクセス・ドライバ２４６
は、ＡｐｐｅｎｄｉｘＡに詳細に説明される３２ビット
ＢＩＯＳ電源管理サービス・インタフェースの実装によ
って利用することができる。ＢＩＯＳ電源管理サービス
・インタフェースが６４ビット、１２８ビット、および
２５６ビットのコンフィギュレーションでも実装できる
ことは、当該技術に熟練した人々にとって明白である。
アクセス・ドライバ２４６も、６４ビット、１２８ビッ
ト、および２５６ビットのコンフィギュレーションによ
る動作が可能である。

【００３５】特に、アクセス・ドライバ２４６は、初期
設定中、物理メモリ２５０に位置するＢＩＯＳシャドー
・エリア２６０とＢＩＯＳデータ・エリア２６４のある
位置を特定する。ＢＩＯＳシャドー・エリア２６０とＢ
ＩＯＳデータ・エリア２６４は、アクセス・ドライバ２
４６の仮想アドレス空間にマップされる。次に、アクセ
ス・ドライバ２４６は、ＢＩＯＳサービス・ディレクト
リ２７２のヘッダーに対する検索を実行する。ＢＩＯＳ
サービス・ディレクトリ２７２を見付けて検証したら、
アクセス・ドライバ２４６はＢＩＯＳサービス・ディレ
クトリ２７２のヘッダーの仮想アドレスを取得する。こ
の仮想アドレスによって、ＢＩＯＳシャドー・エリア２
７０の基底仮想アドレスからの、ＢＩＯＳサービス・デ
ィレクトリ２７２のヘッダーが有する仮想アドレスのオ
フセットが提供される。

【００３６】代替の実施形態では、アクセス・ドライバ
は、初期設定中、物理メモリ２５０に位置する、ＢＩＯ
Ｓシャドー・エリア２６０、ＢＩＯＳデータ・エリア２
６４、およびＢＩＯＳＲＯＭエリアのある位置を特定
する。ＢＩＯＳシャドー・エリア２６０、ＢＩＯＳデー
タ・エリア２６４、およびＢＩＯＳＲＯＭエリアは、
アクセス・ドライバ２４６の仮想アドレス空間にマップ
される。次に、アクセス・ドライバ２４６は、ＢＩＯＳ
サービス・ディレクトリ２７２のヘッダーに対する検索
を実行する。ＢＩＯＳサービス・ディレクトリ２７２を
見付けて検証したら、アクセス・ドライバ２４６はＢＩ
ＯＳサービス・ディレクトリ２７２のヘッダーの仮想ア
ドレスを取得する。この代替の実施形態では、アクセス
・ドライバ２４６の仮想メモリ空間内におけるＢＩＯＳ
ＲＯＭエリアの可用性によって、アクセス・ドライバ
２４６はフラッシュＲＯＭ内のデータの読み取りおよび
／または書き込みを行うことができる。その結果、ＢＩ
ＯＳＲＯＭの再フラッシュまたは書き換えが可能とな
る。さらに、ハードウェアとインタフェースをとる外部
のアプリケーション・プログラムは、Ａｐｐｅｎｄｉｘ
Ｂに示されるＰｈｏｅｎｉｘＰｈｌａｓｈＮＴ仕様に
説明されるようなソフトウェア機構を通じてＢＩＯＳ
ＲＯＭエリアにアクセスすることができる。

【００３７】後に、アクセス・ドライバ２４６内の実行
関数に対する呼び出しは、ＢＩＯＳ自体の要求されるエ
ントリ・ポイントを呼び出すための、ＢＩＯＳシャドー
・エリア２７０の基底仮想アドレスとオフセットを利用
する。アプリケーション・プログラム２３２またはサー
ビス２３４は、ＢＩＯＳサービス・ディレクトリ２７２
を通じてのみでなく、ＢＩＯＳの仮想アドレス空間のい
ずれにおいてもＢＩＯＳ関数を実行できることに注意す
る必要がある。

【００３８】１つの実施形態では、ＢＩＯＳ内の要求さ
れるエントリ・ポイントを呼び出す目的で呼び出される
実行関数は、ＩＯＣＴＬ＿ＢＩＯＳ＿ＥＸＥＣ関数であ
る（表１に説明される）。ＩＯＣＴＬ＿ＢＩＯＳ＿ＥＸ
ＥＣ関数は、主メモリまたはＤＲＡＭに位置するバッフ
ァ（アプリケーション・プログラム２３２またはサービ
ス２３４を呼び出すことによって指定される）の中にレ
ジスタ・スタックを作成する。ＢＩＯＳ関数が呼び出さ
れるとき、スタックの内容は所望のレジスタ値である。
アクセス・ドライバ２４６は、呼び出すアプリケーショ
ン・プログラム２３２またはサービス２３４からレジス
タ・スタックを渡す。プロシージャの呼び出し自体は、
ＢＩＯＳサービス・ディレクトリ２７２に指定された関
数へのポインタを使用して実行される。１つの実施形態
では、ＩＯＣＴＬ＿ＢＩＯＳ＿ＥＸＥＣによって呼び出
されたＢＩＯＳ関数は、４バイトの署名を引数として受
け入れ、署名と関連付けられたＢＩＯＳ関数のある位置
を特定する。呼び出すアプリケーション・プログラム２
３２またはサービス２３４に返す値には、ＢＩＯＳ関数
の基底仮想アドレス、およびサービスのエントリ・ポイ
ントの基底アドレスからのオフセットが含まれる。

【００３９】ここで、アクセス・ドライバ２４６の構
造、エントリ関数、およびアプリケーションに関する一
般的な考察を行う。

【表１】

【表２】

【００４０】Ａ．アクセス・ドライバ２４６の関数の詳
細な説明１．「ＤｒｉｖｅｒＥｎｔｒｖ」関数このエントリ・ポイントによって、ドライバは、その正
常な動作のために、その変数を初期化してＢＩＯＳシャ
ドーとデータ・エリア内にマップするとともに、リソー
スを割り当てる。リソースまたはオブジェクトがそれぞ
れ割り当てられるとき、それらは可変の「ｐｈＲｅｓＡ
ｎｄＦｌａｇｓ」内に作表される。これによって、単一
の関数（「ｆｒｅｅＲｅｓｏｕｒｃｅｓ」）は、ドライ
バがアンロードされる理由にかかわらずドライバによっ
て使用されるリソースを解放することができる。割り当
てられるまたは接続されるリソースを以下に示す。ａ．装置・オブジェクトを作成する − システムによ
って装置・オブジェクトと名前を確立する。ｂ．エラーロギングを初期化する − イベント・ログ
・サービスに対するリンクを作成する。ｃ．主要な関数のエントリ・ポイントを設定する。ｄ．シンボリック・リンクを作成する − サービス層
またはアプリケーション層による使用が目的である。ｅ．ＢＩＯＳシャドー内にマップする − ドライバに
対して、このメモリ空間を仮想メモリ内でアクセス可能
にする。ｆ．ＢＩＯＳＲＯＭ内にマップする − ＲＯＭエリ
アを仮想メモリ・アドレス空間内でアクセス可能にす
る。ｇ．ＢＩＯＳデータ内にマップする − ドライバに対
して、このメモリ空間を仮想メモリ内でアクセス可能に
する。ｈ．このドライバによる使用を目的に、ＢＩＯＳ２３
２−ｂｉｔのエントリ・ポイントのある位置を特定す
る。

【００４１】１つの実施形態では、装置・オブジェクト
名は「Ｌａｐｔｏｐ」である。この装置・オブジェクト
名は、ＭｉｃｒｏｓｏｆｔＯＥＭＡｄａｐｔａｔｉ
ｏｎＫｉｔ（ＯＡＫ）によって要求されるネクサス機能
をサービスするために必要である。対応するシンボリッ
ク・リンク名は、「ＰｈｏｅｎｉｘＡＤ」である。

【００４２】２．ＡｃｃｅｓｓＤｒｉｖｅｒＣｒｅａｔ
ｅＣｌｏｓｅこの関数の用途は、アプリケーション・プログラム２３
２またはサービス２３４が、システムに対して装置・ハ
ンドルの要求をいつ行うか、またはすでに取得したハン
ドルをいつ閉じるかをドライバ２４６に知らせることで
ある。アクセス・ドライバ２４６は、要求を正常に完了
することによって（ただし、ドライバ２４６の他のいず
れの状態変数も変更しない）、このディスパッチ・エン
トリ・ポイントに応答する。

【００４３】３．ＡｃｃｅｓｓＤｒｉｖｅｒＵｎｌｏａ
ｄこのディスパッチ・エントリ・ポイントは、システムか
らドライバを削除することが必要な場合（（ＳＣＭ）か
ら装置をクローズする）、サービス制御マネージャ（Ｓ
ＣＭ）または他のアプリケーションの代理をするカーネ
ルによって呼び出される。この関数呼び出しの結果、
「ｐｈＲｅｓＡｎｄＦｌａｇｓ」に作表されているすべ
てのリソースがシステムに解放され、要求が正常に完了
する。

【００４４】４．ＡｃｃｅｓｓＤｒｉｖｅｒＲｅｇアクセス・ドライバ２４６は、ＯＥＭＡｄａｐｔａｔ
ｉｏｎＫｉｔ（ＯＡＫ）の一部として提供される電源
管理モデル用の「ネクサス処理」を実行する関数を有す
る。この関数は、ＯＡＫ制御方式を使用するための知識
と要件を備えたＯＥＭおよび標準の装置を対象としてお
り、電源管理のエミュレーションにとって不可欠であ
る。ＡｃｃｅｓｓＤｒｉｖｅｒＲｅｇ関数は、リンクさ
れたリストに装置を登録する。この関数は、要求次第で
選択的に装置の「登録解除」も行う。一般にＯＡＫに準
拠した装置・ドライバは、それらのＤｒｉｖｅｒＥｎｔ
ｒｙ関数が実行されるとき（それらが最初にロードされ
るとき）、登録のための呼び出しを行う。さらに、Ｄｒ
ｉｖｅｒＵｎｌｏａｄ関数の一部として、登録された各
装置は、アクセス・ドライバ２４６の、電源管理サービ
スを必要とする装置に関するリンク済みリストからそれ
自体を削除するために呼び出しを行わなければならな
い。

【００４５】５．ＩＯＣＴＬ関数サービス層またはアプリケーション層とＢＩＯＳとの間
にあるすべてのインタフェースは、アクセス・ドライバ
２４６のドライバ内のＩＯＣＴＬ関数によって処理され
る。それぞれのＩＯＣＴＬ転送はバッファド・モードで
実行されるため、ドライバへの入力データとその出力デ
ータは共通のシステム・バッファを通じて転送される。
このバッファ空間へのポインタは、Ｉｒｐ＞Ａｓｓｏｃ
ｉａｔｅｄＩｒｐ．ＳｙｓｔｅｍＢｕｆｆｅｒとして、
入力／出力（Ｉ／Ｏ）要求パケットに含めて与えられ
る。所与の制御が行われているとき、ＩＯＣＴＬ（ドラ
イバ内の）は、システム・バッファ・アドレスを取得し
てから、その内容を使用して要求を実行する。ＩＯＣＴ
Ｌ関数の実行結果は、入力で使用されたのと同じシステ
ム・バッファ内に置かれる。

【００４６】アクセス・ドライバ２４６のドライバ内に
実装される各ＩＯＣＴＬは、ＩＯＣＴＬ入力データとそ
の出力データに使用する固有のデータ・フォーマットを
有する。以下に関数について説明されるとき、それらの
データ・バッファ・フォーマットと各フィールドの説明
が与えられる。バッファのオフセットはバイトで与えら
れる。関数ごとに与えられる最小バッファ・サイズは、
アプリケーション・プログラムのユーザ・バッファに使
用するための推奨ｍａｌｌｏｃ（）サイズである。シス
テム・バッファ・サイズは、ユーザ・バッファから自動
的に導き出される。

【００４７】６．ＩＯＣＴＬ＿ＬｏｃａｔｅＩＯＣＴＬ＿Ｌｏｃａｔｅ関数は、ドライバ２４６の初
期化後にアプリケーション・プログラム２３２またはサ
ービス２３４によって呼び出される最初のディスパッチ
・エントリ・ポイントである。関数は、ＢＩＯＳ２３２
サービス・インタフェースのアドレス、ＢＩＯＳシャド
ー・エリアの基底アドレス、およびＢＩＯＳデータ・エ
リアの基底アドレスを、フラット・モデル仮想アドレス
・フォーマット（２３２ビット・アドレス）で返す。Ｂ
ＩＯＳ２３２サービス・インタフェースは、ドライバ・
レベルまたはカーネル・スレッドから実行されるすべて
のＢＩＯＳ関数に対する単一のエントリ・ポイントであ
ることに注意する必要がある（ＡｐｐｅｎｄｉｘＡを参
照）。ＢＩＯＳ２３２サービス・インタフェースは、ド
ライバ・レベルまたはカーネル・スレッドから実行され
るすべてのＢＩＯＳ関数に対する単一のエントリ・ポイ
ントである（ＡｐｐｅｎｄｉｘＡを参照）。これらのア
ドレス空間は、アクセス・ドライバ２４６のドライバが
ロードされる間（のみ）このドライバに対してアクセス
可能であることが保証される。入力データ：なし。バッファの内容には依存しない。出力データ：オフセット０：ＰＵＣＨＡＲ − シャドーに対する
ＢＩＯＳサービス・ディレクトリのオフセットオフセット４：ＰＵＣＨＡＲ − ＢＩＯＳシャドー
・エリアの基底仮想アドレスオフセット８：ＰＵＣＨＡＲ − ＢＩＯＳデータ・
エリアの基底仮想アドレスオフセット８：ＰＵＣＨＡＲ − ＢＩＯＳデータ・
エリアの基底仮想アドレスオフセット１２：ＰＵＣＨＡＲ − ＢＩＯＳＲＯ
Ｍエリアの基底仮想アドレス最小バッファ・サイズ：１６バイト

【００４８】７．ＩＯＣＴＬＢＩＯＳ＿ＲｅａｄＩＯＣＴＬＢＩＯＳ＿Ｒｅａｄ関数は、ＢＩＯＳＲ
ＯＭ、シャドー・エリア、またはデータ・エリアのいず
れかの汎用リーダーである。入力データ：オフセット０：ＵＬＯＮＧ− モード・フラグビット０：１＝シャドー・エリア、０＝データ・エリアビット２：１＝ＲＯＭエリア（ビット０を無効にする）オフセット４：ＰＵＣＨＡＲ− 読み取りを開始するためのＢＩＯＳエリアに対するオフセットオフセット８：ＵＬＯＮＧ− 読み取り長（単位：バイト）出力データ：オフセット０：ＵＬＯＮＧ− 実際の読み取り長オフセット４：ＵＣＨＡＲアレイ− 実際のデータ読み取り最小バッファ・サイズ：１６バイト注：ＢＩＯＳエリアに対するオフセットが、マップされたＢＩＯＳメモリの終端とオーバーラップするように指定されたことが原因で「ショート・リード」が発生した場合、エラーは返されない。代わりに、「実際のデータ読み取り」フィールドは、システム・バッファ内で有効なデータの量を正確に示す。

【００４９】８．ＩＯＣＴＬ＿ＢＩＯＳ＿ＷｒｉｔｅＩＯＣＴＬ＿ＢＩＯＳ＿Ｗｒｉｔｅ関数は、ＢＩＯＳ
ＲＯＭ、シャドー、またはデータ・エリアのいずれかの
汎用ライターである。入力データ：オフセット０：ＵＬＯＮＧ− モード・フラグビット０：１＝シャドー・エリア、０＝データ・エリアビット２：１＝ＲＯＭエリア（ビット０を無効にする）オフセット４：ＰＵＣＨＡＲ− 書き込みを開始するためのＢＩＯＳエリアに対するオフセットオフセット８：ＵＬＯＮＧ− 書き込み長（単位：バイト）出力データ：オフセット０：ＵＬＯＮＧ − 実際の書き込み長（ゼロ、または要求サイズ）オフセット４：ＵＣＨＡＲアレイ− 実際のデータ読み取り最小バッファ・サイズ：１６バイト注：ショート・ライトは、データが壊れる可能性があるため許容されない。

【００５０】９．ＩＯＣＴＬ＿ＢＩＯＳ＿ＥｘｅｃＩＯＣＴＬ＿ＢＩＯＳ＿Ｅｘｅｃ関数の用途は、ＢＩＯ
Ｓ２３２サービス・インタフェースによってＢＩＯＳ関
数を実行することである。起動レコードは、システム・
バッファ内の値によって渡される。ＡＲは、ＢＩＯＳに
対するエントリ・ポイントの呼び出し時に基底アーキテ
クチャ・レジスタの内容を確認する。正常に完了したと
き、ＡＲには通常ではＢＩＯＳの呼び出し元に返された
基底アーキテクチャのコンテキストが含まれる。入力データ：オフセット０：ＵＬＯＮＧ − 関数の
エントリ・ポイントの仮想アドレスオフセット４：ＵＬＯＮＧ− フラグ・レジスタオフセット８：ＵＬＯＮＧ− 未使用オフセット１２：ＵＬＯＮＧ− 未使用オフセット１６：ＵＬＯＮＧ− 未使用オフセット２０：ＵＬＯＮＧ− 未使用オフセット２４：ＵＬＯＮＧ− 未使用オフセット２８：ＵＬＯＮＧ− 未使用オフセット２３２：ＵＬＯＮＧ− 未使用オフセット２３６：ＵＬＯＮＧ− 未使用オフセット２４０：ＵＬＯＮＧ− 未使用オフセット２４４：ＵＬＯＮＧ− ＥＢＰレジスタオフセット４８：ＵＬＯＮＧ− ＥＤＩレジスタオフセット５２：ＵＬＯＮＧ− ＥＳＩレジスタオフセット５６：ＵＬＯＮＧ− ＥＤＸレジスタオフセット２６０：ＵＬＯＮＧ− ＥＣＸレジスタオフセット６４：ＵＬＯＮＧ− ＥＢＸレジスタオフセット６８：ＵＬＯＮＧ− ＥＡＸレジスタ出力データ：システム・バッファの内容は構造内で同
一である。レジスタの内容は、要求されるＢＩＯＳ関数
による影響を受ける可能性がある。最小バッファ・サイズ：８０バイト

【００５１】１０．ＩＯＣＴＬ＿ＲＴＣ＿ＲｅａｄＩＯＣＴＬ＿ＲＴＣ＿Ｒｅａｄ関数の用途は、ＣＭＯＳ
ＲＡＭ内のＲＴＣレジスタの内容を読み取ることであ
る。この原子的な読み取りからのデータは、同様にＳＹ
ＳＴＥＭＴＩＭＥ構造にフォーマットされ、システム・
バッファ内のユーザに返される。入力データ：なし。バッファの内容には依存しない。出力データ：＜以下に示すＳＹＳＴＥＭＴＩＭＥテンプレートを使用する＞オフセット０：ＷＯＲＤ現在の年オフセット２：ＷＯＲＤ現在の月（１月＝１）オフセット４：ＷＯＲＤ現在の曜日（日曜＝０）オフセット６：ＷＯＲＤ現在の日（カレンダー）オフセット８：ＷＯＲＤ現在の時オフセット１０：ＷＯＲＤ現在の分オフセット１２：ＷＯＲＤ現在の秒オフセット１４：ＷＯＲＤ現在のミリ秒最小バッファ・サイズ：３２バイト

【００５２】ＲＴＣのＹｅａｒフィールドは８ビット長
であることに注意する必要がある。ＲＴＣのＹｅａｒフ
ィールドの内容は、現在の年の全体値（西暦）を含むＳ
ＹＳＴＥＭＴＩＭＥ．Ｙｅａｒ（１６ビット・フィール
ド）の値に再計算される。例：ＲＴＣ＝ＯＯの場合、Ｙ
ｅａｒ＝１９８０。ＲＴＣ＝２３の場合、Ｙｅａｒ＝
２００３。さらに、従来のＲＴＣ装置は、レジスタ・セ
ット内でミリ秒フィールドを提供しないことに注意する
必要がある。そのため、この関数の出力データ内におけ
る現在のミリ秒フィールドは常に０に設定される。

【００５３】１１．ＩＯＣＴＬ＿ＶＥＲＳＩＯＮＩＯＣＴＬ＿Ｖｅｒｓｉｏｎ関数は、呼び出し元にアク
セス・ドライバ２４６のドライバの大きい方と小さい方
のバージョンを返す。加えて、ドライバのこのバージョ
ンによって実装される関数がビットマップ内に列挙され
る。ビットマップの目的は、サービスまたはより高レベ
ルのドライバに関して、目的達成のためにこのバージョ
ンのドライバを使用できるかどうかを評価することであ
る（一般に、インストール時に）。入力データ：なし。バッファの内容には依存しない。出力データ：オフセット０：ＷＯＲＤ大きい方のバージョン（Ｘ．）オフセット２：ＷＯＲＤ小さい方のバージョン（．ｘ）オフセット４：ＵＬＯＮＧ実装された関数のビットマップ（以下を参照）ビット３１：ＩＯＣＴＬ＿Ｌｏｃａｔｅが実装された場合、１ビット２３０：ＩＯＣＴＬ＿ＢＩＯＳ＿Ｒｒａｄが実装された場合、１ビット２９：ＩＯＣＴＬ＿ＢＩＯＳ＿Ｗｒｉｔｅが実装された場合、１ビット２８：ＩＯＣＴＬ＿ＢＩＯＳ＿Ｅｘｅｃが実装された場合、１ビット２７：未使用ビット２６：未使用ビット２５：未使用ビット２４：ＩＯＣＴＬ＿ＲＴＣ＿Ｒｅａｄが実装された場合、１ビット２３：未使用ビット２２：Ｐｈｌａｓｈインターロック用の予備ビット２１：オンライン・セットアップ（ＮＶＲＡＭ書き込み）用の予備ビット２０ − ０：将来の拡張用の予備ビット２３０：ＩＯＣＴＬ＿ＢＩＯＳ＿Ｒｒａｄが実装された場合、１最小バッファ・サイズ：１６バイト

【００５４】１２．ＩＯＣＴＬ＿ＰＭ＿ＳｕｓｐｅｎｄＩＯＣＴＬ＿ＰＭ＿Ｓｕｓｐｅｎｄ関数は、ＩＲＰ＿Ｍ
Ｊ＿ＰＮＰ＿ＰＯＷＥＲとＩＲＰ＿ＭＮ＿ＬＴ＿ＳＵＳ
ＰＥＮＤＩＲＰが、アクセス・ドライバのＤｒｉｖｅ
ｒＲｅｇエントリ・ポイントを使用してそれ自体を登録
した各装置に送信されるようにする。入力データ：なし。バッファの内容には依存しない。出力データ：なし。バッファの内容には依存しない。

【００５５】１３．ＩＯＣＴＬ＿ＰＭ＿ＲｅｓｕｍｅＩＯＣＴＬ＿ＰＭ＿Ｒｅｓｕｍｅ関数は、ＩＲＰ＿ＭＪ
＿ＰＮＰ＿ＰＯＷＥＲとＩＲＰ＿ＭＮ＿ＬＴ＿ＲＥＳＵ
ＭＥＩＲＰが、アクセス・ドライバのＤｒｉｖｅｒＲ
ｅｇエントリ・ポイントを使用してそれ自体を登録した
各装置に送信されるようにする。入力データ：なし。バッファの内容には依存しない。出力データ：なし。バッファの内容には依存しない。

【００５６】Ｂ．アクセス・ドライバ２４６によって返
されるエラー・コード以下の表に、ＩＲＰが正常に完了しなかったりまたは部
分的にのみ完了したときに返されるエラー・ステータス
を定義する。関数の終了状態についても説明する。この
表が必要な理由は、オペレーティング・システムによっ
て知られるＮＴＳＴＡＴＵＳ値とアクセス・ドライバ２
４６装置・ドライバによって使用される値とは必ずしも
１対１に対応しないためである。コードをアプリケーシ
ョンの作成者またはエンド・ユーザに使用可能な文字列
に逆向きに変換するために、ＮＴＳＴＡＴＵＳエラー・
コードのみを強制的に使用しなければならない。

【表３】

【００５７】Ｃ．ＢＩＯＳ２３２ｂｉｔエントリ・ポ
イントの仕様ＩＯＣＴＬ＿ＬｏｃａｔｅがＢＩＯＳのエントリ・ポイ
ントを見つけられるように、ＢＩＯＳ２３２−ｂｉｔ
サービス・ディレクトリが使用される。ＢＩＯＳ２３
２−ｂｉｔサービス・ディレクトリに関する説明は、Ａ
ｐｐｅｎｄｉｘＣに記載される。ＢＩＯＳ関数の位置を
特定して実行するときにアクセス・ドライバ２４６が使
用する署名は、「＿３２＿」とする。

【００５８】上記の条件によってＷｉｎｎｔＥｎｔｒｙ
（ＢＩＯＳ２３２サービス・ディレクトリ）構造が見つ
からない場合、アクセス・ドライバ２４６のドライバは
ロード時に失敗して、ＤｒｉｖｅｒＥｎｔｒｙは表２に
従って初期化できなかったことを示す。

【００５９】Ｄ．リアルタイム・クロック・ハードウェ
アに対するアクセスＩＯＣＴＬ＿ＲＴＣ＿Ｒｅａｄ関数を実装するには、Ｒ
ＴＣのレジスタとアクセス方法を定義する必要がある。
ＲＴＣレジスタは、ＣＭＯＳＲＡＭのＩ／Ｏアドレス
空間に配置される。表３にはＲＴＣレジスタのみが示さ
れる。レジスタは、ＣＭＯＳ物理メモリ・アドレスをポ
ート０×７０に出力してから、ポート０×７１で対象の
８ビット・レジスタを読み取ることによってアクセスさ
れる。ＣＭＯＳ物理メモリ・アドレスは、すべてのＲＴ
Ｃレジスタが読み取られた後、０ｘ０Ｄを指し示すよう
に設定される。

【表４】

【００６０】図６Ａは、本発明の初期化プロセスに関す
る１つの実施形態を示すフローチャートである。起動状
態から開始して、プロセス６００はブロック６１０に進
み、呼び出しプログラム（すなわち、Ｉ／Ｏマネージャ
２４２）の変数が初期化される。この初期化プロセス６
１０の詳細は、図６Ｂとそれに伴う本文で説明される。
プロセス６００は、次にブロック６２０に進む。このブ
ロックでは、アクセス・ドライバ２４６がロードされ
る。その後、アクセス・ドライバの変数の初期化が行わ
れる。初期化プロセスの間、特に重要な次の２つの初期
化が行われる。（ａ）物理メモリ２５０に位置するＢＩ
ＯＳシャドー・エリア２６０（ＢＩＯＳサービス・ディ
レクトリ６２を含む）、および（ｂ）同じく物理メモリ
２５０に位置するＢＩＯＳデータ・エリア２６４であ
り、両方ともアクセス・ドライバ２４６の仮想メモリに
マップされる（ＢＩＯＳシャドー・エリア２７０（ＢＩ
ＯＳサービス・ディレクトリ２７２を含む）とＢＩＯＳ
データ・エリア２７４として図４に示される）。

【００６１】それからプロセス６００はブロック６３０
に進み、ポインタの初期化が行われる。ブロック６３０
の詳細は、図６Ｃとそれに伴う本文で説明される。次
に、プロセス６００はブロック６４０に進み、初期化が
終了する。この後、プロセス６００は終了する。

【００６２】図６Ｂは、ブロック６１０の詳細を示すフ
ローチャートである。起動状態から開始して、プロセス
６１０はブロック６１２に進む。このブロックでは、Ｉ
／Ｏマネージャ２４２からの呼び出しプログラムは、指
定されたメモリ構造を実現するためにシステム・バッフ
ァ内にメモリを割り当てる。プロセス６１０は次にプロ
セス・ブロック６１４に進む。このブロックでは、Ｉ／
Ｏマネージャ２４２からの呼び出しプログラムは、いく
つかのＢＩＯＳ関数のロケーション、それらの対応する
エントリ・ポイント、長さ、およびオフセットを求め
る。１つの実施形態では、対応するＢＩＯＳ関数に対す
る指定されたメモリ構造のアドレス・フィールドにＢＩ
ＯＳ関数の仮想アドレスを入力することによって、およ
びそれぞれのＢＩＯＳ関数を特定する４バイトのＡＳＣ
ＩＩ文字列を与えることによってこれを達成することが
できる。この後、呼び出しプログラムの初期化は終了す
る。

【００６３】図６Ｃは、図６Ａのプロセス・ブロック６
３０の詳細を示すフローチャートである。起動状態から
開始して、呼び出しアプリケーション・プログラム２３
２またはサービス２３４は、ブロック６３２に示される
ように、クラス・ドライバによってＩＯＣＴＬ＿Ｌｏｃ
ａｔｅを呼び出す。これに応じて、アクセス・ドライバ
２４６は、プロセス・ブロック６３４に示されるよう
に、ＢＩＯＳサービス・ディレクトリ２７２のヘッダー
に対する検索を実行する。ＢＩＯＳサービス・ディレク
トリ２７２を見付けて検証したら、アクセス・ドライバ
２４６はＢＩＯＳサービス・ディレクトリ２７２のヘッ
ダーの仮想アドレスを取得する。この仮想アドレスによ
って、ＢＩＯＳシャドー・エリア２７０の基底仮想アド
レスからの、ＢＩＯＳサービス・ディレクトリ２７２の
ヘッダーが有する仮想アドレスのオフセットが提供され
る。プロセス６３０は、次に呼び出しアプリケーション
・プログラム２３２またはサービス２３４に制御を返
す。

【００６４】図７Ａは、本発明の呼び出し実行プロセス
を示すフローチャートである。起動状態から開始して、
プロセス７００はプロセス・ブロック７１０に進む。こ
のブロックでは、呼び出しプログラムはアクセス・ドラ
イバ２４６に、実行の開始を希望するＢＩＯＳ関数のア
ドレスを提供することによってＢＩＯＳ関数を呼び出
す。プロセス７００は、次にプロセス・ブロック７２０
に進む。このブロックでは、アクセス・ドライバ２４６
は、Ｉ／Ｏマネージャ２４２からのＩＯＣＴＬコマンド
を通じてＢＩＯＳ関数へのディスパッチ呼び出しを受信
する（図４を参照）。プロセス７００は、それからプロ
セス・ブロック７３０に進む。このブロックでは、アク
セス・ドライバ２４６はエントリ・ポイント・アドレス
の範囲チェックを行う。特に、アクセス・ドライバ２４
６は、エントリ・ポイント・アドレスがＢＩＯＳシャド
ー・エリアにマップされたアドレスの範囲内にあるかど
うかを判定する。ただし、サービス・ディレクトリ・ヘ
ッダーは例外である。範囲内にない場合、アクセス・ド
ライバ２４６は、開始仮想アドレスが物理メモリから仮
想メモリにマップされたアドレスの範囲内にないことを
示す。このことは、フラグを使用することによって示す
ことができる。範囲チェックが正常に終了した場合、プ
ロセス７００はプロセス・ブロック７４０に進む。この
ブロックでは、アクセス・ドライバ２４６は呼び出され
たＢＩＯＳ関数を実行する。この後、プロセス７００は
終了する。

【００６５】図７Ｂは、図７Ａのプロセス・ブロック７
４０の詳細を示すフローチャートである。起動状態から
開始して、プロセス７４０はプロセス・ブロック７４２
に進む。このブロックでは、アクセス・ドライバ２４６
は、Ｉ／Ｏマネージャ２４２からプログラムによって以
前に指定されたシステム・バッファ内にレジスタ・スタ
ックを作成する。プロセス７３０は、次にプロセス・ブ
ロック７４４に進む。このブロックでは、アクセス・ド
ライバ２４６は、実行するＢＩＯＳ関数のアドレスを保
持するレジスタ・スタックへのポインタを提供する。プ
ロセス７４０は、それからプロセス・ブロック７４６に
進む。このブロックでは、Ｉ／Ｏマネージャ２４２から
の呼び出しプログラムは、関数を呼び出して実行する。
この関数の呼び出しアドレスは、仮想メモリ内にマップ
されたその物理アドレスを使用してポインタによって示
される。この後、プロセス７４０は終了する。

【００６６】ここでアクセス・ドライバ２４６のＩＯＣ
ＴＬ＿ＢＩＯＳ＿ＥＸＥＣ関数の利用例について説明す
る。初めに、アプリケーション・プログラム２３２また
はサービス２３４は、ＩＯＣＴＬ＿Ｌｏｃａｔｅコマン
ドを使用してアクセス・ドライバ２４６を呼び出す。ア
クセス・ドライバ２４６によって返されるデータには、
ＢＩＯＳシャドー・エリアの基底仮想アドレス、ＢＩＯ
Ｓシャドー・エリアの基底仮想アドレスからのＢＩＯＳ
サービス・ディレクトリのオフセット、およびＢＩＯＳ
データ・エリアの基底仮想アドレスなどが含まれる。

【００６７】この後、ＢＩＯＳサービス、そのエントリ
・ポイント、長さ、およびアドレス・オフセットの存在
を確認するために、以下の動作が利用される。Ｉ／Ｏマ
ネージャ２４２からの呼び出しプログラムは、最初にＩ
ＯＣ＿ＥＸＥＣ１のようなレジスタ構造を実現するため
にメモリを割り当てた後、その構造のｂｉｏｓＦｕｎｃ
ｔｉｏｎフィールドにＩＯＣＴＬ＿Ｌｏｃａｔｅ関数に
よって与えられた仮想アドレスを設定する。その他のレ
ジスタの値は次のように設定される。ｅａｘレジスタに
はＢＩＯＳサービスを特定する４バイトのＡＳＣＩＩ文
字列がロードされ、ｅｂｘレジスタには０がロードされ
る。

【００６８】次に、呼び出し元は、ＩＯＣＴＬ呼び出し
のシステム・バッファ内にコピーされたＩＯＣ＿ＥＸＥ
Ｃ１構造の内容によって、アクセス・ドライバ２４６の
ＩＯＣＴＬ＿ＢＩＯＳ＿Ｅｘｅｃ関数を呼び出す。その
後、ＢＩＯＳ関数が実行される。アクセス・ドライバ２
４６のＩＯＣＴＬ＿ＢＩＯＳ＿Ｅｘｅｃ関数は、ｅａ
ｘ、ｅｂｘ、ｅｃｘ、およびｅｄｘのレジスタ値として
それぞれサービス・ディレクトリからの応答を設定して
戻る。次に、Ｉ／Ｏマネージャ２４２の呼び出しプログ
ラムは、サービス・ディレクトリから戻された情報を取
得して、システム・バッファ内にｂｉｏｓＦｕｎｃｔｉ
ｏｎのエントリ・ポイントと構造を作成する。その後、
その呼び出しプログラムは、アクセス・ドライバ２４６
内のＢＩＯＳ関数を使用してＩＯＣＴＬ＿ＢＩＯＳ＿Ｅ
ｘｅｃ関数を呼び出す。返されるデータは、同じＩＯＣ
＿ＥＸＥＣ１構造内に渡される。

【００６９】図６Ａ、６Ｂ、７Ａ、および７Ｂに示され
るプロセスの例は、ＡｐｐｅｎｄｉｘＤ１からＤ３に記
載されている。特に、ＡｐｐｅｎｄｉｘＤ１には、クラ
ス・ドライバ２４６によってＢＩＯＳ関数を呼び出す際
に使用される、アプリケーション・プログラム２３２、
サービス２３４、またはクラス・ドライバ２４０にとっ
て模範的なソース・コードが示される。Ａｐｐｅｎｄｉ
ｘＤ２およびＤ３には、アクセス・ドライバ２４６にと
って模範的なソース・コードが示される。Ａｐｐｅｎｄ
ｉｘＤ２には、シャドー・エリア内のＢＩＯＳ関数の実
行にとって模範的なソース・コードが示される。これに
対して、ＡｐｐｅｎｄｉｘＤ３には、レジスタ・スタッ
クの作成にとって模範的な、およびＢＩＯＳ関数を実行
するためのエントリ・ポイントの呼び出しにとって模範
的なソース・コードが示される。

【００７０】本発明を使用することによって、仮想メモ
リ・サブシステムから物理メモリの内容にアクセスして
実行するためのシステムと方法が実現できる。このシス
テムと方法によって、メモリと入力／出力動作へのアド
レッシング機能の向上が容易になるとともに、物理メモ
リ空間内におけるプロセッサ命令を実行することもでき
るようになる。

【００７１】ＢＩＯＳサービスの安全な利用本発明の別の局面には、基本入出力システム（Ｂａｓｉ
ｃＩｎｐｕｔａｎｄＯｕｔｐｕｔＳｙｓｔｅｍ
（ＢＩＯＳ））サービスを安全に利用するためのシステ
ムと方法が含まれる。以下の詳細な説明では、本発明に
ついて説明するために以下の用語が使用される。・データ暗号化規格（ＤａｔａＥｎｃｒｙｐｔｉｏ
ｎＳｔａｎｄａｒｄ（ＤＥＳ））などで指定されるよ
うに、リベスト−シャミール−アドレマン（Ｒｉｖｅｓ
ｔ，Ｓｈａｍｉｒ，ａｎｄＡｄｌｅｍａｎ（ＲＳ
Ａ））、データ暗号化アルゴリズム（ＤａｔａＥｎｃ
ｒｙｐｔｉｏｎＡｌｇｏｒｉｔｈｍ（ＤＥＡ））など
の従来型の暗号アルゴリズムによると、「キー」は符号
化および／または復号化のパラメータである。・「キー・ペア」には「秘密」鍵と「公開」鍵が含ま
れる。「秘密」鍵は、キー・ペアの所有者によって保持
され、デジタル署名を生成するために使用される。「公
開」鍵は広く公表され、デジタル署名を確認するための
使用される。通常、公開鍵はデジタル「証明」の形式で
公表される。・「デジタル署名」は、デジタル・メッセージと秘密
鍵を使用して生成されるデジタル量である。デジタル署
名は、秘密鍵を知らずに計算することはできない。デジ
タル署名は、デジタル・メッセージと、秘密鍵に対応す
る公開鍵を使用して検証することができる。検証の成功
によって、デジタル・メッセージが署名された実際のも
のであり、署名が公開鍵に対応する秘密鍵を使用して生
成されたことが確認される。・「証明」は、少なくとも公開鍵、秘密鍵、および秘
密鍵を使用して作成されたデジタル署名を含むデジタル
・メッセージである。

【００７２】図８は、本発明のシステムと方法を利用す
る処理システム１５００のアーキテクチャを示す総合的
な機能ブロック図である。処理システム１５００は、ア
プリケーション・プログラム１５１０とサービス１５１
５をサポートするオペレーティング・システム１５０
５、基本入力／出力システム（ＢＩＯＳ）１５２０、お
よびシステム・ハードウェア１５２５から成る。ＢＩＯ
Ｓ１５２０は、コンソール（キーボードとディスプレ
イ）、汎用プリンタ、補助装置（シリアル・ポート）、
コンピュータのクロック、およびブート・ディスク装置
などのハードウェア装置用のドライバまたはソフトウェ
ア・インタフェースを集めたものである。ＢＩＯＳ１
５２０は、一般に非揮発性メモリに組み込まれている。

【００７３】オペレーティング・システム１５０５に
は、アプリケーション・プログラム１５１０とサービス
１５１５とインタフェースをとるクラス・ドライバ１５
３０、およびＩ／Ｏマネージャ１５３５が含まれる。Ｉ
／Ｏマネージャ１５３５は、アプリケーション・プログ
ラム１５１０とサービス１５１５からのＩ／Ｏ要求（ク
ラス・ドライバ１５３０を通じて作成される）を、カー
ネル１５４０内に位置する様々なドライバ・ルーチンに
対する適切に順序付けした呼び出しに変換する。特に、
入出力要求を受信したとき、Ｉ／Ｏマネージャ１５３５
は要求のファンクション・コードを使用して、カーネル
１５４０に位置するドライバ内にあるいくつかのディス
パッチ・ルーチンの１つを呼び出す。カーネル１５４０
は、システム関数と呼ばれるハードウェアから独立した
関数を提供する。これらの関数は、ソフトウェア割り込
みによってアクセスされる。カーネル１５４０によって
提供される関数には、特に、ファイルとディレクトリの
管理、メモリ管理、キャラクタ装置入力／出力、および
時刻と日付のサポートなどが一般に含まれる。１つの実
施形態として、オペレーティング・システム１５０５は
Ｗｉｎｄｏｗｓオペレーティング・システムである。代
替の実施形態では、オペレーティング・システム１５０
５には、Ｓｏｌａｒｉｓオペレーティング・システムも
しくはＡＩＸオペレーティング・システム、または要求
時ページング仮想メモリ・サブシステムに基づくその他
のオペレーティング・システムなどが含まれる。

【００７４】本発明では、カーネル１５４０内に配置さ
れるアクセス・ドライバ１５４５が設けられている。ア
クセス・ドライバ１５４５は、ＢＩＯＳ１５２０に位
置するデータにアクセスして更新するための、またはＢ
ＩＯＳを通じてシステム・ハードウェアのデータにアク
セスするためのＲＯＭアプリケーション・プログラミン
グ・インタフェース（ＲＯＭＡｐｐｌｉｃａｔｉｏｎ
ＰｒｏｇｒａｍｍｉｎｇＩｎｔｅｒｆａｃｅ（ＲＡ
ＰＩ））１５５０とインタフェースをとる役割を果た
す。一般に、ＲＡＰＩ１５５０は、ＢＩＯＳサービス
または関数を安全に利用するためのインタフェースを提
供する。ＲＡＰＩに関する詳細情報を以下に提供する。

【００７５】１つの好ましい実施形態では、アクセス・
ドライバ１５４５はＣ言語で記述されたソース・コード
から成る。その他のアセンブリ言語も、アクセス・ドラ
イバ１５４５の関数の実装に利用できることが理解され
る。１つの好ましい実施形態では、一連のエントリ・ポ
イントまたは関数呼び出しは、アクセス・ドライバ１５
４５を利用する、アプリケーション・プログラム１５１
０、サービス１５１５、またはクラス・ドライバ１５３
０に対して利用可能である。アクセス・ドライバ１５４
５は、オープンやクローズが可能であるとともに、これ
らのエントリ・ポイントを通じて入力／出力（「Ｉ／
Ｏ」）制御コード（「ＩＯＣＴＬ」）を受信することが
できる。

【００７６】図９に、本発明の一実施形態に従った、ア
クセス・ドライバ１５４５とＲＡＰＩ１５５０との間
のインタラクティブなシーケンスを例示する。本システ
ムでは、アクセス・ドライバ１５４５とＲＡＰＩ１５
５０との間にワーク・セッションを確立して、アクセス
・ドライバ１５４５がＲＡＰＩ１５５０にＢＩＯＳサ
ービスを利用するための１つ以上のサービス要求を送信
できるようにしなければならない。ＲＡＰＩ１５５０と
のワーク・セッションを確立するために、アクセス・ド
ライバ１５４５は、セッション要求を作成して（ブロッ
ク１６０５）、そのセッション要求をＲＡＰＩ１５５
０に送信する（ブロック１６１０）。

【００７７】セッション要求９００の一実施形態のフォ
ーマットを図１２に示す。各セッション要求９００に
は、セッション・オペレーション・コード９０５、パラ
メータ・リスト９１０、およびセッション署名９１５が
含まれる。セッション・オペレーション・コード９０５
は、１つのタイプのセッション・オペレーションを表す
数値である。１つの実施形態におけるセッション・オペ
レーションの図解例には、セッションを開始または確立
するオペレーション、およびセッションを終了またはタ
ーミネートするオペレーションが含まれる。各タイプの
セッション・オペレーションには、１つ以上のパラメー
タ９１０を掲載したリストが要求される場合がある。１
つの実施形態では、パラメータのリスト９１０はパラメ
ータが常駐するメモリのロケーションを示すポインタで
ある。各セッション要求９００にも、コンピュータ・ウ
ィルスのような外部からのコード・セグメントが、要求
を取り込んで再実行することによってＢＩＯＳを破損さ
せることを防止するための、セッション要求署名９１５
が含まれる。

【００７８】図１０に、セッション要求の作成について
概説する。ブロック１７０５およびブロック１７１０で
は、所望のセッション・オペレーションを表すセッショ
ン・オペレーション・コードとその所望のセッション・
オペレーションに要求されるパラメータのリストは、セ
ッション要求に挿入される。ブロック１７１５、１７２
０、および１７２５は、セッション要求署名の生成を示
す。暗号の技術では、メッセージに対してデジタル署名
を作成する行為はメッセージに対する「署名」として知
られている。当該技術では、メッセージに署名したり、
またはメッセージに対するデジタル署名を作成したりす
るためのアルゴリズムが知られていることに注意する必
要がある。さらに、ブロック１７１５、１７２０、およ
び１７２５に示されるように、デジタル署名を作成する
ための既存のアルゴリズムには、署名すべきメッセージ
のハッシュ値の計算や、秘密鍵を使用したハッシュ値の
暗号化などが一般に含まれることにも注意する必要があ
る。

【００７９】アメリカ連邦標準・技術局（Ｎａｔｉｏｎ
ａｌＩｎｓｔｉｔｕｔｅｏｆＳｔａｎｄａｒｄｓ
ａｎｄＴｅｃｈｎｏｌｏｇｙ）によって提案されるデ
ィジタル署名アルゴリズム（ＤｉｇｉｔａｌＳｉｇｎ
ａｔｕｒｅＡｌｇｏｒｉｔｈｍ（「ＤＳＡ」））の使
用が検討される。さらに、リベスト−シャミール−アド
レマン（Ｒｉｖｅｓｔ，Ｓｈａｍｉｒ，ａｎｄＡｄｌ
ｅｍａｎ（「ＲＳＡ」））アルゴリズムの使用も検討さ
れる。しかし、本発明では、デジタル署名を作成するた
めの他のアルゴリズムも使用できることに注意する必要
がある。

【００８０】図１０のブロック１７１５に示されるよう
に、セッション・メッセージはセッション・オペレーシ
ョン・コードとパラメータ・リストを含むように形成さ
れる。ブロック１７２０では、セッション・メッセージ
に対するハッシュ値が計算される。ハッシュ値を計算す
るアルゴリズムは、当該技術において周知であることに
注意しなければならない。当該技術に熟練した人々は、
本発明の実施形態における使用に適したハッシュ関数
は、一方向で無衝突のハッシュ値を計算できるハッシュ
関数であることを認識する。ブロック１７２５では、セ
ッション要求署名は、セッション・メッセージに対して
計算されたハッシュ値を現在の権限証明に格納された秘
密鍵を使用して暗号化することによって作成される。

【００８１】権限証明には、一般にアクセス・ドライバ
１５４５やＲＡＰＩ１５５０（図９に示される）など
のシステム・コンポーネントを有効にして、安全にした
セッションまたはサービス要求を作成するとともに、そ
れらの要求の保全性を検証するのに十分な情報が収めら
れている。図１１は、本発明の一実施形態による権限証
明８００のフォーマットを示す。模範的な権限証明に
は、少なくとも公開鍵８０５、秘密鍵８１０、および証
明署名８１５のフィールドが含まれる。後述するよう
に、権限証明に格納される情報は、セッションとサービ
ス要求のセキュリティ制限を強化する目的で使用され
る。

【００８２】図９のブロック１６１５に戻ると、ＲＡＰ
Ｉ１５５０は、ブロック１６１０でアクセス・ドライ
バ１５４５によって送信されるセッション要求の中で指
定されたセッションを確立する。図１４に、セッション
の確立に要求される動作について概説する。ブロック１
１０５では、メッセージは、セッション・オペレーショ
ン・コードと、アクセス・ドライバから受信されるセッ
ション要求内で使用可能なパラメータのリストから構築
される。構築されたメッセージに対するハッシュ値が計
算される（ブロック１１１０）。セッション要求署名
は、ＲＡＰＩが有する現在の権限証明のコピーに含まれ
る公開鍵を使用して、セッション要求から抽出され解読
される（ブロック１１１５）。後で示すように、ＲＡＰ
Ｉは、アクセス・ドライバに対する権限証明を作成して
提供する役割を果たす。しかし、ＲＡＰＩは、それ自体
が使用する目的で最新の権限証明のコピーも保持する。
ブロック１１２０では、解読されたセッション署名は、
構築されたメッセージに対して計算されたハッシュ値と
比較される。計算されたハッシュ値が、解読されたセッ
ション要求署名と等しい場合、ＲＡＰＩはセッションの
開始に進む（ブロック１１２５）。

【００８３】図９に戻って、セッションを確立した後、
ＲＡＰＩ１５５０は新しい権限証明を作成する（ブロ
ック１６２０）。上述したように、ＲＡＰＩ１５５０
は、それ自体が使用する目的で最新の権限証明のコピー
を保持する。ＲＡＰＩ１５５０は、既存の権限証明を
新しい証明と置き換える。置き換え後、新しい証明は最
新の証明になる。

【００８４】図１８は、権限証明を作成するプロセスを
示す。権限証明を作成するために、新しいキー・ペアは
提供される暗号の本体から取得される（ブロック２５０
５）。上記に定義したように、新しいキー・ペアには公
開鍵と秘密鍵が含まれる。新しいキーは、新しい権限証
明に挿入される（ブロック２５１０と２５１５）。証明
メッセージは、新しい公開鍵と秘密鍵の両方を含むよう
に形成される（ブロック２５２０）。証明メッセージに
対するハッシュ値が計算される（ブロック２５２５）。
証明署名は、証明メッセージに対するハッシュ値と、新
しい秘密鍵を使用して作成される（ブロック２５３
０）。証明署名は、その後新しい権限証明に挿入される
（ブロック２５３５）。

【００８５】図９に戻って、ＲＡＰＩ１５５０は新し
い権限証明をアクセス・ドライバ１５４５に返送する
（ブロック１６２５）。新しい権限証明を受信すると、
アクセス・ドライバ１５４５は、新しい証明内の情報に
よって現在の権限証明を更新する（ブロック１６３
０）。したがって、新しい権限証明内の情報はその後の
サービス要求の作成に使用される。ブロック１６３５で
は、アクセス・ドライバ１５４５は、ＲＡＰＩ１５５
０によって提供された関数を呼び出すためのサービス要
求を作成する。

【００８６】図１３は、本発明の一実施形態によるサー
ビス要求１０００のフォーマットを示す。各サービス要
求１０００には、サービス・オペレーション・コード１
００５、パラメータのリスト１０１０、およびサービス
署名１０１５が含まれる。サービス・オペレーション・
コード１００５は、１つのタイプのサービス・オペレー
ションを表す数値である。１つの実施形態におけるサー
ビス・オペレーションの図解例には、非揮発性メモリに
格納されたデータの読み込みおよび書き込みの動作が含
まれる場合がある。各種類のサービス・オペレーション
には、パラメータのリストに含まれる１つ以上のパラメ
ータが要求される場合がある。１つの実施形態では、パ
ラメータのリストは多数のパラメータが常駐するメモリ
のロケーションを示すポインタである。さらに、各サー
ビス要求１０００には、コンピュータ・ウィルスのよう
な外部からのコード・セグメントが、サービス要求を取
り込んで再実行することによってシステムを使用不能に
したりまたはシステムに大きな被害を与えたりすること
を防止するための、サービス要求署名１０１５が含まれ
る。

【００８７】図１５に、本発明の一実施形態によるサー
ビスの作成について概説する。ブロック１２０５および
ブロック１２１０では、実行すべき所望のサービス・オ
ペレーションを表すサービス・オペレーション・コード
と、その所望のオペレーションに要求されるパラメータ
のリストは、サービス要求に挿入される。ブロック１２
１５、１２２０、および１２２５は、サービス要求署名
の作成を示す。一度作成されると、サービス要求署名は
サービス要求に挿入される（ブロック１２３０）。

【００８８】図９に戻って、アクセス・ドライバ１５４
５は、ブロック１６３５で作成されたサービス要求をＲ
ＡＰＩ１５５０に送信する（ブロック１６４０）。サ
ービス要求を受信すると、ＲＡＰＩ１５５０は要求を
処理する（ブロック１６４５）。図１６に、本発明の一
実施形態に従った、サービス要求の処理に要求される動
作について示す。ブロック１３０５では、メッセージ
は、サービス・オペレーション・コードと、アクセス・
ドライバから受信されたサービス要求内で使用可能なパ
ラメータのリストから構築される。構築されたメッセー
ジに対するハッシュ値が計算される（ブロック１３１
０）。サービス要求署名は、ＲＡＰＩが有する現在の権
限証明のコピーに含まれる公開鍵を使用して、セッショ
ン要求から抽出され解読される（ブロック１３１５）。
ブロック１３２０では、解読されたセッション署名は、
構築されたメッセージに対して計算されたハッシュ値と
比較される。計算されたハッシュ値が解読されたセッシ
ョン要求署名と等しい場合、ＲＡＰＩはサービス要求で
指定されたサービスを実行する（ブロック１３２５）。
それ以外の場合、指定されたサービスは実行されない。

【００８９】図９に戻って、サービス要求を処理した
後、ＲＡＰＩ１５５０は新しい権限証明を作成する
（ブロック１６５０）。上記に説明したように、図１５
は権限証明の作成プロセスを示す。ＲＡＰＩ１５５０
は、それ自体が使用する目的で最新の権限証明のコピー
を保持する。さらに、ＲＡＰＩ１５５０は、新しい権
限証明のコピーをアクセス・ドライバ１５４５に返送す
る。

【００９０】新しい権限証明を受信すると、アクセス・
ドライバ１５４５は、新しい証明内の情報によって現在
の権限証明を更新する（ブロック１６３０）。したがっ
て、新しい権限証明内の情報はその後のサービス要求の
作成に使用される。ブロック１６３５では、アクセス・
ドライバ１５４５はセッション要求を作成して、ＲＡＰ
Ｉ１５５０に現在のセッションを終了するように要求
する。上記に説明したように、図１０にセッション要求
の作成に関わる動作について概説する。セッション要求
の作成に続いて、アクセス・ドライバ１５４５はＲＡＰ
Ｉ１５５０に要求を送信する。

【００９１】セッションを終了またはターミネートする
ためのセッション要求を受信すると、ＲＡＰＩ１５５
０はセッションを終了する（ブロック１６８０）。図１
７に、現在のセッションの終了に関わる動作を示す。ブ
ロック１４０５では、メッセージは、セッション・オペ
レーション・コードと、アクセス・ドライバから受信さ
れるセッション要求内で使用可能なパラメータのリスト
から構築される。構築されたメッセージに対するハッシ
ュ値が計算される（ブロック１４１０）。セッション要
求署名は、ＲＡＰＩが有する現在の権限証明に含まれる
公開鍵を使用して、セッション要求から抽出され解読さ
れる（ブロック１４１５）。ブロック１４２０では、解
読されたセッション署名は、構築されたメッセージに対
して計算されたハッシュ値と比較される。計算されたハ
ッシュ値が解読されたセッション要求署名と等しい場
合、ＲＡＰＩは現在のセッションの終了に進む（ブロッ
ク１４２５）。

【００９２】図９に戻って、セッションを終了した後、
ＲＡＰＩ１５５０は新しい権限証明を作成する（ブロ
ック１６８５）。上記に説明したように、図１５は権限
証明の作成プロセスを示す。ＲＡＰＩ１５５０は、次に
新しい権限証明をアクセス・ドライバ１５４５に返送す
る（ブロック１６９０）。新しい権限証明を受信する
と、アクセス・ドライバ１５４５は、新しい証明内の情
報によって現在の権限証明を更新する（ブロック１６９
５）。したがって、新しい権限証明内の情報は、その後
のセッション内における要求の作成に使用される。

【００９３】図９に、アクセス・ドライバがワーク・セ
ッション内に１つのサービス要求のみを作成する状態を
示す。実際には、各ワーク・セッション間で、複数のサ
ービス要求を作成してＲＡＰＩ１５５０に送信するこ
とができる。

【００９４】要約すると、本発明には、ウィルスのよう
なシステム外からのコンポーネントがＢＩＯＳ関数また
はサービスを呼び出すことを防止するためのセキュリテ
ィ手段として、セッションおよびサービス要求内にデジ
タル署名を含めることが要求される。さらに、それぞれ
の連続したセッションまたはサービス要求には、外部コ
ンポーネントがセッションおよび／またはサービス要求
を取り込んで再実行することによってシステムに悪影響
を及ぼすことを防止するための、新しい秘密鍵を使用し
て作成されたデジタル署名が含まれる。したがって、本
発明で使用されるセキュリティ手段によって、ＢＩＯＳ
関数の安全で確実な利用が保証される。

【００９５】本発明に関してはある特定の好ましい実施
形態によって説明したが、当該技術において通常の技能
を有する人々にとって明らかなその他の実施形態も本発
明の適用範囲内にある。したがって、本発明の適用範囲
は、後述する請求項のみによって定義されるように意図
される。

【００９６】

【付表Ａ】

【付表Ｂ】

【付表Ｃ】

【付表Ｄ１】

【付表Ｄ２】

【付表Ｄ３】

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明のシステムおよび方法が使用される情報
配信システムの一実施形態を示すシステム・ブロック図
である。

【図２】本発明の実施形態を実施するプロセッサ・シス
テムまたはユーザ・コンピュータ・システムの例を示す
図である。

【図３】本発明のシステムおよび方法が使用される図２
のコンピュータ・システムの一実施形態を示す図であ
る。

【図４】本発明のシステムおよび方法を使用するオペレ
ーティング・システムのアーキテクチャを示す全体機能
ブロック図である。

【図５】本発明の原理により実現されるアクセス・ドラ
イバ４６初期設定プロセスを示すブロック図である。

【図６Ａ】本発明の初期設定プロセスの一実施形態を示
すフローチャートである。

【図６Ｂ】図６Ａのプロセス・ブロック６１０の詳細を
示すフローチャートである。

【図６Ｃ】図６Ａのプロセス・ブロック６３０の詳細を
示すフローチャートである。

【図７Ａ】本発明の実行プロセスを示すフローチャート
である。

【図７Ｂ】図７Ａのプロセス・ブロック６４０の詳細を
示すフローチャートである。

【図８】本発明のシステムおよび方法を使用するオペレ
ーティング・システムのアーキテクチャを示す他の全体
機能ブロック図である。

【図９】本発明の一実施形態による２つのシステム構成
要素間のインタラクティブ・シーケンスのシーケンスを
示す図である。

【図１０】本発明の一実施形態によるセッション要求の
生成の概要を示す図である。

【図１１】本発明の一実施形態による権限認証を示す図
である。

【図１２】本発明の一実施形態によるセッション要求を
示す図である。

【図１３】本発明の一実施形態によるサービス要求を示
す図である。

【図１４】本発明の一実施形態によるワーク・セッショ
ンを確立するのに必要な処置の概要を示す図である。

【図１５】本発明の一実施形態によるサービス要求の生
成の概要を示す図である。

【図１６】本発明の一実施形態によるサービス要求の処
理に必要な処置を示す図である。

【図１７】本発明の一実施形態による現行ワーク・セッ
ションを終了する際に必要な処置を示す図である。

【図１８】本発明の一実施形態による権限認証を生成す
るプロセスを示す図である。

【符号の説明】

１０情報配信システム２０サービス・センター２２サーバ２４データベース２６コンピュータ３０通信リンク４０ユーザ・コンピュータ・システム５０リモート・ネットワーク８０システムＢＩＯＳ８２システムＢＩＯＳモジュール８４ＲＯＭアプリケーション・プログラム・インタフ
ェース８６初期スタートアップ・アプリ・モジュール８８初期ペイロード９０暗号鍵９２暗号エンジン９４表示エンジン

【手続補正書】

【提出日】平成１２年１０月１８日（２０００．１０．
１８）

【手続補正２】

【補正対象書類名】図面

【補正対象項目名】全図

【補正方法】変更

【補正内容】

【図１】

【図２】

【図３】

【図４】

【図１１】

【図５】

【図１２】

【図６Ａ】

【図１３】

【図６Ｂ】

【図６Ｃ】

【図７Ａ】

【図７Ｂ】

【図８】

【図９】

【図１０】

【図１４】

【図１５】

【図１６】

【図１７】

【図１８】

フロントページの続き (72)発明者マシュー・イー・ジルマーアメリカ合衆国・91784・カリフォルニア州・アップランド・ノースセカンドアベニュ・2033 (72)発明者カン・ファンアメリカ合衆国・92782・カリフォルニア州・タスティン・サラトガドライブ・ 13281

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】プロセッサ・ベースのシステムにおいて
仮想メモリから物理メモリ内の命令シーケンスにアクセ
スし、実行するシステムであって、物理メモリと仮想メモリとを有し、前記プロセッサ・ベ
ースのシステムが処理される命令シーケンスを記憶する
メモリと、記憶された前記命令シーケンスを実行するプロセッサと
を含み、記憶された前記命令シーケンスは、前記プロセッサに、
（ａ）前記物理メモリから前記仮想メモリに複数の所定
命令シーケンスをマップさせるステップと、（ｂ）前記
仮想メモリ内の前記複数の所定命令シーケンスのうちの
１つの命令シーケンスまでのオフセットを判断させるス
テップと、（ｃ）前記複数の所定命令シーケンスのうち
の１つの命令シーケンスを実行する命令を受け取らせる
ステップと、（ｄ）前記複数の所定命令シーケンスのう
ちの１つの命令シーケンスに制御を渡させるステップ
と、（ｅ）前記仮想メモリから前記複数の所定命令シー
ケンスのうちの１つの命令シーケンスを処理させるステ
ップとを含むシステム。
【請求項２】ステップ（ｃ）において前記命令がアプ
リケーション・プログラムから出される請求項１に記載
のシステム。
【請求項３】ステップ（ｃ）において前記命令がクラ
ス・ドライバから出される請求項１に記載のシステム。
【請求項４】ステップ（ａ）が、（ａ．１）ＢＩＯＳサービス・ディレクトリを含む複数
のＢＩＯＳ命令シーケンスを物理メモリから仮想メモリ
にマップするステップと、（ａ．２）ＢＩＯＳデータを前記物理メモリから前記仮
想メモリにマップするステップとを含む請求項１に記載
のシステム。
【請求項５】ステップ（ｂ）が、（ｂ．１）前記ＢＩＯＳサービス・ディレクトリの開始
仮想アドレスを判断するステップと、（ｂ．２）前記ＢＩＯＳサービス・ディレクトリの参照
によって、前記複数のＢＩＯＳ命令シーケンスのうちの
１つのＢＩＯＳ命令シーケンスの開始仮想アドレスを判
断するステップとを含む請求項４に記載のシステム。
【請求項６】ステップ（ｄ）が、（ｄ．１）記憶場所内にレジスタ・スタックを作成する
ステップと、（ｄ．２）前記レジスタ・スタック内の前記複数のＢＩ
ＯＳ命令シーケンスのうちの１つのＢＩＯＳ命令シーケ
ンスの開始仮想アドレスの場所を識別するステップと、（ｄ．３）前記複数のＢＩＯＳ命令シーケンスのうちの
１つのＢＩＯＳ命令シーケンスに制御を渡すステップと
を含む請求項５に記載のシステム。
【請求項７】ステップ（ｄ．１）において、前記記憶
場所がダイナミック・ランダム・アクセス・メモリ（Ｄ
ＲＡＭ）内に配置されたバッファである請求項６に記載
のシステム。
【請求項８】ステップ（ｄ．１）において、前記記憶
場所がメイン・メモリ内に配置されたバッファである請
求項６に記載のシステム。
【請求項９】ステップ（ｅ）が、（ｅ．１）前記開始仮想アドレスが前記物理メモリから
前記仮想メモリにマップされたアドレスの範囲内にある
か否かを判断するステップと、（ｅ．２）前記開始仮想アドレスが前記物理メモリから
前記仮想メモリにマップされたアドレスの範囲内にある
場合、前記仮想メモリから前記複数のＢＩＯＳ命令シー
ケンスのうちの１つのＢＩＯＳ命令シーケンスを実行
し、前記アドレス範囲内にない場合、前記開始仮想アド
レスが前記物理メモリから前記仮想メモリにマップされ
たアドレスの範囲内にないことを示すステップとを含む
請求項６に記載のシステム。
【請求項１０】プロセッサ・ベースのシステムにおい
て仮想メモリから物理メモリ内の命令シーケンスにアク
セスし、実行する方法であって、（ａ）前記物理メモリから前記仮想メモリに複数の所定
命令シーケンスをマップするステップと、（ｂ）前記仮想メモリ内の前記複数の所定命令シーケン
スのうちの１つの命令シーケンスまでのオフセットを判
断するステップと、（ｃ）前記複数の所定命令シーケンスのうちの１つの命
令シーケンスを実行する命令を受け取るステップと、（ｄ）前記複数の所定命令シーケンスのうちの１つの命
令シーケンスに制御を渡すステップと、（ｅ）前記仮想メモリから前記複数の所定命令シーケン
スのうちの１つの命令シーケンスを処理するステップと
を含む方法。
【請求項１１】ステップ（ｃ）において前記命令がア
プリケーション・プログラムから出される請求項１０に
記載の方法。
【請求項１２】ステップ（ｃ）において前記命令がク
ラス・ドライバから出される請求項１０に記載の方法。
【請求項１３】ステップ（ａ）が、（ａ．１）ＢＩＯＳサービス・ディレクトリを含む複数
のＢＩＯＳ命令シーケンスを物理メモリから仮想メモリ
にマップするステップと、（ａ．２）ＢＩＯＳデータを前記物理メモリから前記仮
想メモリにマップするステップとを含む請求項１０に記
載の方法。
【請求項１４】ステップ（ｂ）が、（ｂ．１）前記ＢＩＯＳサービス・ディレクトリの開始
仮想アドレスを判断するステップと、（ｂ．２）前記ＢＩＯＳサービス・ディレクトリの参照
によって、前記複数のＢＩＯＳ命令シーケンスのうちの
１つのＢＩＯＳ命令シーケンスの開始仮想アドレスを判
断するステップとを含む請求項１３に記載の方法。
【請求項１５】ステップ（ｄ）が、（ｄ．１）記憶場所内にレジスタ・スタックを作成する
ステップと、（ｄ．２）前記レジスタ・スタック内の前記複数のＢＩ
ＯＳ命令シーケンスのうちの１つのＢＩＯＳ命令シーケ
ンスの開始仮想アドレスの場所を識別するステップと、（ｄ．３）前記複数のＢＩＯＳ命令シーケンスのうちの
１つのＢＩＯＳ命令シーケンスに制御を渡すステップと
を含む請求項１４に記載の方法。
【請求項１６】ステップ（ｄ．１）において、前記記
憶場所がダイナミック・ランダム・アクセス・メモリ
（ＤＲＡＭ）内に配置されたバッファである請求項１５
に記載の方法。
【請求項１７】ステップ（ｄ．１）において、前記記
憶場所がメイン・メモリ内に配置されたバッファである
請求項１５に記載の方法。
【請求項１８】ステップ（ｅ）が、（ｅ．１）前記開始仮想アドレスが前記物理メモリから
前記仮想メモリにマップされたアドレスの範囲内にある
か否かを判断するステップと、（ｅ．２）前記開始仮想アドレスが前記物理メモリから
前記仮想メモリにマップされたアドレスの範囲内にある
場合、前記仮想メモリから前記複数のＢＩＯＳ命令シー
ケンスのうちの１つのＢＩＯＳ命令シーケンスを実行
し、前記アドレス範囲内にない場合、前記開始仮想アド
レスが前記物理メモリから前記仮想メモリにマップされ
たアドレスの範囲内にないことを示すステップとを含む
請求項１５に記載の方法。
【請求項１９】プロセッサ・ベースのシステムにおい
て仮想メモリから物理メモリ内の命令シーケンスにアク
セスし、実行するコンピュータで実行可能な方法であっ
て、（ａ）前記物理メモリから前記仮想メモリに複数の所定
命令シーケンスをマップするステップと、（ｂ）前記仮想メモリ内の前記複数の所定命令シーケン
スのうちの１つの命令シーケンスまでのオフセットを判
断するステップと、（ｃ）前記複数の所定命令シーケンスのうちの１つの命
令シーケンスを実行する命令を受け取るステップと、（ｄ）前記複数の所定命令シーケンスのうちの１つの命
令シーケンスに制御を渡すステップと、（ｅ）前記仮想メモリから前記複数の所定命令シーケン
スのうちの１つの命令シーケンスを処理するステップと
を含むコンピュータで実行可能な方法。
【請求項２０】ステップ（ｃ）において前記命令がア
プリケーション・プログラムから出される請求項１９に
記載のコンピュータで実行可能な方法。
【請求項２１】ステップ（ａ）が、（ａ．１）ＢＩＯＳサービス・ディレクトリを含む複数
のＢＩＯＳ命令シーケンスを物理メモリから仮想メモリ
にマップするステップと、（ａ．２）ＢＩＯＳデータを前記物理メモリから前記仮
想メモリにマップするステップとを含む請求項１９に記
載のコンピュータで実行可能な方法。
【請求項２２】ステップ（ｂ）が、（ｂ．１）前記ＢＩＯＳサービス・ディレクトリの開始
仮想アドレスを判断するステップと、（ｂ．２）前記ＢＩＯＳサービス・ディレクトリの参照
によって、前記複数のＢＩＯＳ命令シーケンスのうちの
１つのＢＩＯＳ命令シーケンスの開始仮想アドレスを判
断するステップとを含む請求項２１に記載のコンピュー
タで実行可能な方法。
【請求項２３】ステップ（ｄ）が、（ｄ．１）記憶場所内にレジスタ・スタックを作成する
ステップと、（ｄ．２）前記レジスタ・スタック内の前記複数のＢＩ
ＯＳ命令シーケンスのうちの１つのＢＩＯＳ命令シーケ
ンスの開始仮想アドレスの場所を識別するステップと、（ｄ．３）前記複数のＢＩＯＳ命令シーケンスのうちの
１つのＢＩＯＳ命令シーケンスに制御を渡すステップと
を含む請求項２２に記載のコンピュータで実行可能な方
法。
【請求項２４】ステップ（ｄ．１）において、前記記
憶場所がダイナミック・ランダム・アクセス・メモリ
（ＤＲＡＭ）内に配置されたバッファである請求項２３
に記載のコンピュータで実行可能な方法。
【請求項２５】ステップ（ｄ．１）において、前記記
憶場所がメイン・メモリ内に配置されたバッファである
請求項２３に記載のコンピュータで実行可能な方法。
【請求項２６】ステップ（ｅ）が、（ｅ．１）前記開始仮想アドレスが前記物理メモリから
前記仮想メモリにマップされたアドレスの範囲内にある
か否かを判断するステップと、（ｅ．２）前記開始仮想アドレスが前記物理メモリから
前記仮想メモリにマップされたアドレスの範囲内にある
場合、前記仮想メモリから前記複数のＢＩＯＳ命令シー
ケンスのうちの１つのＢＩＯＳ命令シーケンスを実行
し、前記アドレス範囲内にない場合、前記開始仮想アド
レスが前記物理メモリから前記仮想メモリにマップされ
たアドレスの範囲内にないことを示すステップとを含む
請求項２３に記載のコンピュータで実行可能な方法。
【請求項２７】プロセッサ・ベースのシステムにおい
て仮想メモリから物理メモリ内の命令シーケンスにアク
セスするシステムであって、物理メモリと仮想メモリとを含み、前記プロセッサ・ベ
ースのシステムが処理される命令シーケンスを記憶する
メモリと、記憶された前記命令シーケンスを実行するプロセッサと
を含み、記憶された前記命令シーケンスは、前記プロセッサに、
（ａ）前記物理メモリから前記仮想メモリに複数の所定
命令シーケンスをマップさせるステップと、（ｂ）前記
仮想メモリ内の前記複数の所定命令シーケンスのうちの
１つの命令シーケンスまでのオフセットを判断させるス
テップと、（ｃ）前記複数の所定命令シーケンスのうち
の１つの命令シーケンスを実行する命令を受け取らせる
ステップと、（ｄ）前記複数の所定命令シーケンスのう
ちの１つの命令シーケンスに制御を渡させるステップ
と、（ｅ）前記仮想メモリから前記複数の所定命令シー
ケンスのうちの１つの命令シーケンスを処理させるステ
ップとを含むシステム。
【請求項２８】ステップ（ａ）が、（ａ．１）複数のＢＩＯＳ読取り専用メモリ（ＲＯＭ）
命令シーケンスとＢＩＯＳサービス・ディレクトリとを
含む複数のＢＩＯＳ命令シーケンスを物理メモリから仮
想メモリにマップするステップと、（ａ．２）ＢＩＯＳデータを前記物理メモリから前記仮
想メモリにマップするステップとを含む請求項２７に記
載のシステム。
【請求項２９】ステップ（ｂ）が、（ｂ．１）前記ＢＩＯＳサービス・ディレクトリの開始
仮想アドレスを判断するステップと、（ｂ．２）前記ＢＩＯＳサービス・ディレクトリの参照
によって、前記複数のＢＩＯＳ命令シーケンスのうちの
１つのＢＩＯＳ命令シーケンスの開始仮想アドレスを判
断するステップとを含む請求項２８に記載のシステム。
【請求項３０】ステップ（ｄ）が、（ｄ．１）記憶場所内にレジスタ・スタックを作成する
ステップと、（ｄ．２）前記レジスタ・スタック内の前記複数のＢＩ
ＯＳ命令シーケンスのうちの１つのＢＩＯＳ命令シーケ
ンスの開始仮想アドレスの場所を識別するステップとを
含む請求項２９に記載のシステム。
【請求項３１】ステップ（ｅ）が、（ｅ．１）前記開始仮想アドレスが前記物理メモリから
前記仮想メモリにマップされたアドレスの範囲内にある
か否かを判断するステップと、（ｅ．２）前記開始仮想アドレスが前記物理メモリから
前記仮想メモリにマップされたアドレスの範囲内にある
場合、前記仮想メモリから前記複数のＢＩＯＳＲＯＭ命
令シーケンスのうちの１つのＢＩＯＳＲＯＭ命令シー
ケンスを実行し、前記アドレス範囲内にない場合、前記
開始仮想アドレスが前記物理メモリから前記仮想メモリ
にマップされたアドレスの範囲内にないことを示すステ
ップとを含む請求項３０に記載のシステム。
【請求項３２】プロセッサ・ベースのシステムにおい
て仮想メモリから物理メモリ内の命令シーケンスにアク
セスする方法であって、（ａ）前記物理メモリから前記仮想メモリに複数の所定
命令シーケンスをマップするステップと、（ｂ）前記仮想メモリ内の前記複数の所定命令シーケン
スのうちの１つの命令シーケンスまでのオフセットを判
断するステップと、（ｃ）前記複数の所定命令シーケンスのうちの１つの命
令シーケンスを実行する命令を受け取るステップと、（ｄ）前記複数の所定命令シーケンスのうちの１つの命
令シーケンスに制御を渡すステップと、（ｅ）前記仮想メモリから前記複数の所定命令シーケン
スのうちの１つの命令シーケンスを処理するステップと
を含む方法。
【請求項３３】ステップ（ａ）が、（ａ．１）複数のＢＩＯＳ読取り専用メモリ（ＲＯＭ）
命令シーケンスとＢＩＯＳサービス・ディレクトリとを
含む複数のＢＩＯＳ命令シーケンスを物理メモリから仮
想メモリにマップするステップと、（ａ．２）ＢＩＯＳデータを前記物理メモリから前記仮
想メモリにマップするステップとを含む請求項３２に記
載の方法。
【請求項３４】ステップ（ｂ）が、（ｂ．１）前記ＢＩＯＳサービス・ディレクトリの開始
仮想アドレスを判断するステップと、（ｂ．２）前記ＢＩＯＳサービス・ディレクトリの参照
によって、前記複数のＢＩＯＳ命令シーケンスのうちの
１つのＢＩＯＳ命令シーケンスの開始仮想アドレスを判
断するステップとを含む請求項３３に記載の方法。
【請求項３５】ステップ（ｄ）が、（ｄ．１）記憶場所内にレジスタ・スタックを作成する
ステップと、（ｄ．２）前記レジスタ・スタック内の前記複数のＢＩ
ＯＳＲＯＭ命令シーケンスのうちの１つのＢＩＯＳ
ＲＯＭ命令シーケンスの開始仮想アドレスの場所を識別
するステップとを含む請求項３４に記載の方法。
【請求項３６】ステップ（ｅ）が、（ｅ．１）前記開始仮想アドレスが前記物理メモリから
前記仮想メモリにマップされたアドレスの範囲内にある
か否かを判断するステップと、（ｅ．２）前記開始仮想アドレスが前記物理メモリから
前記仮想メモリにマップされたアドレスの範囲内にある
場合、前記仮想メモリから前記複数のＢＩＯＳＲＯＭ命
令シーケンスのうちの１つのＢＩＯＳＲＯＭ命令シー
ケンスを読み取り、前記アドレス範囲内にない場合、前
記開始仮想アドレスが前記物理メモリから前記仮想メモ
リにマップされたアドレスの範囲内にないことを示すス
テップとを含む請求項３５に記載の方法。
【請求項３７】基本入出力システム（ＢＩＯＳ）サー
ビスを安全に使用するシステムであって、サービス要求が暗号鍵対における秘密鍵を使用して作成
されたサービス要求署名を含む、ＢＩＯＳサービスを使
用するサービス要求を生成するアクセス・ドライバと、前記暗号鍵対における公開鍵を使用して前記サービス要
求署名を検証し、前記サービス要求の保全性を保証する
インタフェースとを含むシステム。
【請求項３８】前記アクセス・ドライバが、前記イン
タフェースとのセッションを確立するセッション要求を
生成し、前記セッション要求が暗号鍵対における秘密鍵を使用し
て作成されたセッション要求署名を含む請求項３７に記
載のシステム。
【請求項３９】前記アクセス・ドライバが前記インタ
フェースとのセッションを終了するセッション要求を生
成し、前記セッション要求が暗号鍵対における秘密鍵を使用し
て作成されたセッション要求署名を含む請求項３７に記
載のシステム。
【請求項４０】前記インタフェースが、セッション要
求を受け取った後で、権限認証を生成し、前記権限認証
を前記アクセス・ドライバに送り、前記アクセス・ドライバが前記権限認証に含まれた情報
を使用して後続のセッション要求を生成する請求項３７
に記載のシステム。
【請求項４１】前記権限認証が新しい公開鍵を含む請
求項４０に記載のシステム。
【請求項４２】前記権限認証が新しい秘密鍵を含む請
求項４０に記載のシステム。
【請求項４３】前記権限認証が認証署名を含む請求項
４０に記載のシステム。
【請求項４４】前記インタフェースが、前記サービス
要求を受け取った後で、権限認証を生成し、前記権限認
証を前記アクセス・ドライバに送り、前記アクセス・ドライバが前記権限認証内の情報を使用
して後続のサービス要求を生成する請求項３７に記載の
システム。
【請求項４５】基本入出力システム（ＢＩＯＳ）サー
ビスを安全に呼び出す方法であって、ＢＩＯＳサービスを呼び出すサービス要求を作成するス
テップと、暗号鍵対における秘密鍵を使用して生成されたサービス
要求署名を使用して前記サービス要求に署名するステッ
プと、前記暗号鍵対における公開鍵を使用して前記サービス要
求署名を検証し、前記サービス要求の保全性を保証する
ステップとを含む方法。
【請求項４６】前記サービス要求の処理後に新しい秘
密鍵と新しい公開鍵とを含む権限認証を作成するステッ
プと、前記新しい秘密鍵を使用して生成されたサービス要求署
名を使用して後続のサービス要求に署名するステップ
と、前記新しい公開鍵を使用して前記後続のサービス要求の
前記サービス要求署名を検証するステップとをさらに含
む請求項４５に記載の方法。
【請求項４７】前記サービス要求内に含まれたサービ
ス・オペレーション・コードによって指示されたＢＩＯ
Ｓサービスを実行するステップをさらに含む請求項４５
に記載の方法。
【請求項４８】ＲＯＭアプリケーション・プログラム
・インタフェース（ＲＡＰＩ）とのセッションを確立す
るセッション要求を作成するステップと、暗号鍵対における秘密鍵を使用して生成されたセッショ
ン要求署名を使用して前記セッション要求に署名するス
テップと、前記暗号鍵対における公開鍵を使用して前記セッション
要求を検証し、前記セッション要求の保全性を保証する
ステップとをさらに含む請求項４５に記載の方法。
【請求項４９】前記セッション要求の処理後に新しい
秘密鍵と新しい公開鍵とを含む権限認証を作成するステ
ップと、前記新しい秘密鍵を使用して生成されたセッション要求
署名を使用して後続セッション要求に署名するステップ
と、前記新しい公開鍵を使用して前記後続セッション要求の
前記セッション要求署名を検証するステップとをさらに
含む請求項４８に記載の方法。
【請求項５０】ＲＯＭアプリケーション・プログラム
・インタフェース（ＲＡＰＩ）とのセッションを終了す
るセッション要求を作成するステップと、暗号鍵対における秘密鍵を使用して生成されたセッショ
ン要求署名を使用して前記セッション要求に署名するス
テップと、前記暗号鍵対における公開鍵を使用して前記セッション
要求署名を検証し、前記セッション要求の保全性を保証
するステップとをさらに含む請求項４５に記載の方法。
【請求項５１】基本入出力システム（ＢＩＯＳ）サー
ビスを安全に使用するようにコンピュータ可読媒体に記
録されたコンピュータ・プログラムであって、サービス要求が暗号鍵対における秘密鍵を使用して作成
されたサービス要求署名を含む、ＢＩＯＳサービスを使
用するサービス要求を生成するアクセス・ドライバと、前記暗号鍵対における公開鍵を使用して前記サービス要
求署名を検証し、前記サービス要求の保全性を保証する
インタフェースとを含むコンピュータ・プログラム。
【請求項５２】データ・ストリームに埋め込まれたコ
ンピュータ・データ信号であって、サービス要求が暗号鍵対における秘密鍵を使用して作成
されたサービス要求署名を含む、ＢＩＯＳサービスを使
用するサービス要求を生成するアクセス・ドライバと、前記暗号鍵対における公開鍵を使用して前記サービス要
求署名を検証し、前記サービス要求の保全性を保証する
インタフェースとを含むコンピュータ・データ信号。