JP2001230770A - マイクロプロセッサ - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 実行プログラムの不正な書き換えを確実に防
止することのできるマイクロプロセッサを提供する。 【解決手段】 マイクロプロセッサは、外部へ読み出し
不可能な固有の秘密鍵を内部に保持し、この秘密鍵に対
応する固有の公開鍵であらかじめ暗号化された内容を復
号化する。マイクロプロセッサのバスインターフェイス
ユニットは、仮想アドレスを物理アドレスに変換するア
ドレス変換手段と、マイクロプロセッサ外部のメモリか
ら指定された物理アドレスに対応する内容を読み出すメ
モリ読み出し手段とを含む。命令ＴＬＢは、アドレス変
換規則と、各々が仮想アドレスで指定された範囲の暗号
化属性情報を有する１以上のエントリとを含むテーブル
を格納する。復号化処理部は、暗号化属性情報が、仮想
アドレスで指定された範囲が暗号化されていることを示
す場合に、対応する内容をメモリ読み出し手段を介して
外部メモリから読み出し、復号化する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、パーソナルコンピ
ュータなどのハードウエアに組み込まれて暗号化された
プログラムを実行するマイクロプロセッサ、このマイク
ロプロセッサを組み込んだハードウエア装置にインター
ネット等の公衆ネットワークを通じて暗号化された実行
プログラムを配布するプログラム配布システムと配布方
法、および配布された実行プログラムをハードウエア内
の既存のオペレーティングシステムと整合してロードす
ることのできる暗号化ファイルロード方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】近年、マイクロプロセッサの性能向上は
著しく、従来の機能である計算やグラフィックだけでは
なく、動画像や音声の再生、編集加工が可能になってい
る。このようなマイクロプロセッサをエンドユーザ向け
システム（以下、「ＰＣ」と呼ぶ。）に組み込むことに
よって、ユーザはモニタ上でさまざまな動画像や音声を
楽しめるようになった。また、動画像や音声の再生機能
を、ＰＣ本来の計算能力と組み合わせることによって、
ゲームなどへの応用を高めることができる。このような
マイクロプロセッサは固有のハードウエアを必要とする
わけではなく、さまざまなハードウエアに組み込まれ得
るので、すでにＰＣを持っているユーザは、プログラム
を実行するマイクロプロセッサを取り代えるだけで、安
価に動画像や音声の再生、編集が楽しめるという利点も
ある。

【０００３】ＰＣで画像や音声を扱う場合に問題となる
のが、オリジナルの画像や音楽の著作権の保護である。
ＭＤやディジタルビデオデッキでは、これらの装置に不
正なコピーを防ぐための機構をあらかじめ組み込むこと
によって、無制限なコピーを防止することができる。こ
れらの装置を分解、改造してまでも不正コピーを行うこ
とは極めて稀であり、仮にそのような装置があったとし
ても、世界的にみて、不正コピーを目的として改造され
た装置の製造、販売を法律によって禁じられる方向にあ
る。したがって、ハードウエアの面での不正コピーによ
る被害は、それほどの問題とはなっていない。

【０００４】しかし、ＰＣ上で画像データや音楽データ
を扱うのは、ハードウエアではなく、ソフトウエアその
ものである。そして、エンドユーザはＰＣ上でソフトウ
エアの改変を自由に行うことができる。すなわち、ユー
ザにある程度の知識があれば、プログラムを解析するこ
とにより、実行ソフトウエアを書き換えて、不正コピー
を行い得る可能性は充分にある。さらに、このようにし
て作られた不正コピー用のソフトウエアは、ハードウエ
アと異なり、ネットワークなどの媒体を通じて、またた
く間に広がってしまうという問題がある。

【０００５】このような問題を解決するために、著作権
が問題となる商業映画や音楽の再生に使われるＰＣソフ
トウエアには、ソフトウエア自体を暗号化するなどの手
法により、解読、改竄されることを防止する技術が用い
られている。この技術は、耐タンパソフトウエア技術と
呼ばれている（David Aucsimith, et al.;"Tamper Resi
stant Software: An Implementation", Proceeding of
the 1996 Intel Software Developer's Conference）。
耐タンパソフトウエア技術は、動画像や音声を始めとし
てＰＣを通じてユーザに提供される著作物や、ノウハウ
として価値のある情報が不正にコピーされるのを防止す
るだけではなく、ＰＣソフトウエア自体に含まれるノウ
ハウなどを解析から守るのにも有効である。

【０００６】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、耐タン
パソフトウエア技術の根本原理は、プログラムの中で保
護を要する部分を実行前は暗号化しておき、実行する直
前に復号し、実行終了時に再び暗号化することにより、
逆アセンブラ、デバッガなどの解析ツールによる解析を
困難にするものである。したがって、プログラムがプロ
セッサによって実行可能である以上、プログラム開始時
から順を追って解析していけば必ず解析することが可能
である。換言すれば、耐タンパソフトウエア技術を用い
ても、プログラムコードを逐次的に解析することによっ
て、プログラムの動作が解読可能となる。

【０００７】この事実は、ＰＣを利用して動画像や音声
を再生するシステムに、著作権者が著作物を供給する際
の妨げとなる。また、ＰＣを通じて高度な情報サービス
や企業、個人のノウハウを含んだプログラムをＰＣに適
用しようにも、不正コピーの可能性が依然存在する以
上、適用が見合わせられ、ＰＣソフトウエアの応用範囲
が著しく狭められるという問題もある。

【０００８】そこで本発明の第１の目的は、実行プログ
ラムの書き換えを確実に防止することができ、ＰＣソフ
トウエアの広範囲な適用を可能にするマイクロプロセッ
サの提供にある。

【０００９】本発明の第２の目的は、必要な暗号化回
路、復号化回路、メモリのコストを削減し、安価かつ高
性能なマイクロプロセッサの提供にある。

【００１０】本発明の第３の目的は、ネットワークを介
して、クライアント側装置に安全にプログラムを配布す
ることのできるプログラム配布装置の提供にある。

【００１１】本発明の第４の目的は、ネットワークを介
して配布されたプログラムを安全に受信することのでき
るクライアント側装置の提供にある。

【００１２】本発明の第５の目的は、ネットワークを介
して安全にプログラムを配布することのできるプログラ
ム配布システムの提供にある。

【００１３】本発明の第６の目的は、公衆ネットワーク
を介した安全なプログラムの配布方法の提供にある。

【００１４】本発明の第７の目的は、暗号化されたプロ
グラムを、オペレーティングシステムとの不整合なくロ
ードすることのできるプログラムロード方法の提供にあ
る。

【００１５】本発明の第８の目的は、第三者による不正
な解析から保護することを可能にした、実行ファイルを
記録したコンピュータ読み取り可能な記録媒体の提供に
ある。

【００１６】

【課題を解決するための手段】上記の第１の目的を達成
するために、本発明のマイクロプロセッサは、外部へ読
み出すことのできない固有の秘密鍵を内部に保持し、こ
の秘密鍵に対応する公開鍵であらかじめ暗号化された内
容を復号化する１チップまたは１パッケージのマイクロ
プロセッサを提供する。このマイクロプロセッサは、仮
想アドレスを物理アドレスに変換するアドレス変換手段
と、このアドレス変換手段の変換規則と各々が前記仮想
アドレスで指定された範囲の暗号化属性情報を有する１
以上のエントリとを含むテーブルを格納する第１の記憶
手段（たとえば変換索引バッファ）と、マイクロプロセ
ッサ外部のメモリから指定された物理アドレスに対応す
る内容を読み出すメモリ読み出し手段と、前記テーブル
のエントリに含まれる暗号化属性情報が、仮想アドレス
で指定された範囲が暗号化されていることを示す場合
に、外部メモリに記録された内容をメモリ読み出し手段
を介して読み出し、前記固有の秘密鍵によって復号化す
る復号化手段と、復号化手段で復号された内容を一時的
に記憶する第２の記憶手段と（たとえば一次キャッシ
ュ）、第２の記憶手段に記憶された内容を逐次解釈する
命令デコード手段とを備える。アドレス変換手段と、メ
モリ読み出し手段は、たとえばバスインターフェイスと
して実現され得る。

【００１７】復号化され、第２の記憶手段に格納された
内容は、命令デコード手段以外からは読み出し禁止とさ
れる。また、仮想アドレスで使用している外部メモリの
対応する物理アドレスに対して読み出しが行われた場合
には、この読み出しに対して例外処理を発生させるか、
または物理アドレスに記録されている値とは異なる値を
返す。このように、暗号化された内容の復号化処理は、
マイクロプロセッサに固有の秘密鍵によって、完全にマ
イクロプロセッサ内部で行われ、かつ復号化されたデー
タの外部からの読み出しが防止される。すなわち、ＰＣ
の所有者によるプログラムの解析、改変が効果的に防止
される。また、暗号化属性を示す情報、たとえば暗号化
フラグをエントリに設定することにより、既存のプログ
ラムにソース変更や再コンパイルなどの変更を加えるこ
となく、暗号化フラグの状態を見ることによって、暗号
化されたプログラムを滞りなく実行することが可能にな
る。

【００１８】また、暗号化プログラムの実行中の割り込
みの発生を考慮して、マイクロプロセッサは、復号化さ
れた内容の実行状態を表わす値を保持するレジスタと、
暗号化された内容の実行中に割り込みが発生した場合
に、レジスタに記憶されている値を、ランダムな値を持
つ任意の暗号化鍵で暗号化するレジスタ暗号化／復号化
処理部とをさらに有する。暗号化に用いた任意の暗号化
鍵自体を、マイクロプロセッサに固有の秘密鍵でさらに
暗号化して、レジスタに保存する。割り込みが終了し
て、暗号化プログラムを続行する場合は、レジスタ値暗
号化／復号化処理部は、レジスタの内容を復号化する。
この構成により、不正な解析をより困難にし、安全性を
高めている。

【００１９】本発明の第２の目的を達成するために、１
チップまたは１パッケージのマイクロプロセッサは固有
の秘密鍵とこれに対応する公開鍵を有し、公開鍵に代え
て、任意の共通鍵を用いて暗号化された暗号化プログラ
ムを実行する。暗号化に用いられた任意の共通鍵は、マ
イクロプロセッサに固有の公開鍵によってあらかじめ外
部で暗号化され、マイクロプロセッサに保持される。こ
のマイクロプロセッサは、仮想アドレスを物理アドレス
に変換するアドレス変換手段と、アドレス変換手段の変
換規則と公開鍵によって暗号化された共通鍵についての
キー情報とを含むキーテーブルを格納する第１の記憶手
段（たとえば命令ＴＬＢ）と、マイクロプロセッサ外部
のメモリに対して、指定した物理アドレスに対応する内
容を読み出すメモリ読み出し手段と、暗号化された共通
鍵を秘密鍵で復号する第１の復号化処理手段と、暗号化
されたプログラム内容を、復号化された共通鍵で復号す
る第２の復号化処理手段と、復号化されたプログラム内
容を一時的に記憶する第２の記憶手段（たとえば一次命
令キャッシュ）と、第２の記憶手段に記憶された内容を
逐次解釈する命令デコード手段とを備える。

【００２０】このマイクロプロセッサでは、任意の共通
鍵（対象鍵）によってあらかじめ暗号化されたプログラ
ムを復号化するには、まず、マイクロプロセッサに固有
の公開鍵で暗号化された共通鍵を、対応する秘密鍵で復
号化しなければならない。したがって、固有の秘密鍵を
有するユーザでないと、暗号化プログラムを復号化する
ことができない。一方、プログラム自体は、非対称鍵ア
ルゴリズムよりもずっと簡単な対象鍵（共通鍵）アルゴ
リズムで暗号化されているので、共通鍵さえ復号できれ
ば、プログラムの復号化は簡単にできる。これによりハ
ードウエアのコストが低減され、復号化の速度が向上す
る。

【００２１】キー情報は、キーテーブルを参照して、複
数のエントリで共有される。これにより、鍵の保持に必
要な高速メモリの量を低減することができる。

【００２２】第３の目的を達成するために、上記の第１
および第２の目的と関連して説明したマイクロプロセッ
サが内蔵されたクライアント装置に、ネットワークを介
して実行プログラムを配布するプログラム配布装置を提
供する。上述したように、マイクロプロセッサはあらか
じめ固有の公開鍵と秘密鍵とを有する。このプログラム
配置装置は、クライアント装置との間に第１の通信路を
設定する第１通信路設定部と、前記第１の通信路を介し
て前記クライアント装置を使用するユーザの認証を行う
ユーザ認証部と、前記第１の通信路上に、クライアント
装置が内蔵するマイクロプロセッサに直接連絡する第２
の通信路をさらに設定する第２通信路設定部と、クライ
アント装置に配布すべき実行プログラムを暗号化して暗
号化プログラムを作成する暗号化処理部と、暗号化した
プログラムを前記第２の通信路を介してクライアント装
置のマイクロプロセッサに送信する配布送信部とを備え
る。

【００２３】暗号化処理部は、第２の通信路を介してク
ライアント装置のマイクロプロセッサから送られてくる
固有の公開鍵を用いてプログラムを暗号化する。あるい
は、任意の暗号化鍵でプログラムを暗号化し、この暗号
化鍵を、クライアント装置のマイクロプロセッサから送
られてくる公開鍵で暗号化する。暗号化された暗号化鍵
は、暗号化されたプログラムと共にクライアント装置に
配布される。

【００２４】第４の目的を達成するために、ネットワー
クを介してプログラム配布装置からプログラムの配布を
受けるクライアント装置は、上述のあらかじめ固有の秘
密鍵と公開鍵とを有するマイクロプロセッサと、前記プ
ログラム配布装置との間に第１の通信路を設定する第１
クライアント側通信路設定部と、第１の通信路を介し
て、前記クライアント装置を使用するユーザのユーザＩ
Ｄを前記プログラム配布装置に送信するユーザ認証部
と、第１の通信路上に、前記マイクロプロセッサから直
接プログラム配布装置に連絡する第２の通信路をさらに
設定する第２クライアント側通信路設定部と、前記第２
の通信路を介してプログラム配布装置に、マイクロプロ
セッサが固有の秘密鍵と公開鍵とを確かに保持すること
を証明する証明を送信する証明部と、第２の通信路を介
して前記プログラム配布装置から、暗号化された実行プ
ログラムを受信する受信部とを有する。

【００２５】第５の目的を達成するために、本発明のプ
ログラム配布システムは、ネットワークと、このネット
ワークに接続された上述したプログラム配布装置と、ネ
ットワークに接続された上述したクライアント装置とを
含む。

【００２６】第６の目的を達成するために、本発明のプ
ログラム配布方法は、固有の秘密鍵と、この秘密鍵に対
応する固有の公開鍵とをあらかじめ有するマイクロプロ
セッサを内蔵するコンピュータから、プログラム配布装
置に、ネットワークを介して第１の通信路を設定する。
この第１の通信路上に、前記マイクロプロセッサからプ
ログラム配布装置に直接連絡する第２の通信路をさらに
設定する。第２の通信路を介して、前記マイクロプロセ
ッサから前記プログラム配布装置に、前記固有の公開鍵
を送信する。そして、ネットワークを介して送信された
公開鍵を、プログラム配布装置で受信し、プログラム配
布装置でプログラムを暗号化する。暗号化したプログラ
ムを、第２の通信路を介して、コンピュータのマイクロ
プロセッサに直接送信する。

【００２７】このようにして配布されるプログラムは、
コンピュータが内蔵するマイクロプロセッサに固有の公
開鍵で暗号化されているか、あるいは共通鍵で暗号化さ
れ、この共通鍵をマイクロプロセッサに固有の公開鍵で
暗号化してある。プログラムは、コンピュータを介さず
に、直接マイクロプロセッサに送信され、この公開鍵と
対応する固有の秘密鍵を有するマイクロプロセッサでな
ければ復号することができない。このような配布方法に
より、第三者による不正な復号を効果的に防止すること
ができる。

【００２８】第７の目的を達成するために、本発明のプ
ログラムロード方法は、暗号化されたプログラムに対し
て１以上のページからなる仮想記憶領域を割り当て、前
記暗号化されたプログラムを前記１以上のページに書き
込んでから、前記１以上のページのそれぞれに対応する
ページテーブルエントリの暗号化フラグをセットする。
これにより、既存のオペレーティングシステムとの不整
合を生じさせることなく、暗号化されたプログラムを実
装することができる。また、このようなロード方法を実
行させるプログラムをあらかじめコンピュータ読み取り
可能な記録媒体に記録してもよい。ここでいう記録媒体
とは、たとえばフロッピーディスク、ＣＤ−ＲＯＭ、Ｍ
Ｏディスクなどのコンピュータ外部のメモリ装置、半導
体メモリ、磁気ディスク、光ディスク、磁気テープなど
を含む。

【００２９】さらに、第８の目的を達成するために、暗
号化されたプログラムファイルを記録するコンピュータ
読み取り可能な記録媒体を提供する。このプログラムフ
ァイルは、外部のプログラムへの直接の参照を含まない
１以上の第１のプログラム領域と、外部のプログラムへ
の直接の参照を含む１以上の第２のプログラム領域を有
する。第１プログラム領域は、あらかじめ定められた暗
号化鍵で暗号化された実行ファイルを記録し、第２プロ
グラム領域は、外部のプログラムモジュールへのジャン
プ命令を並べたアドレス変換用のテーブルを平文の状態
で記録する。このプログラムファイルがプログラムロー
ダによりコンピュータのメモリ上に読み込まれるとき、
外部への参照を含む第２領域は、そのコンピュータの外
部プログラムの配置に基づいて適切なアドレスを参照す
るようにプログラムローダによって書き換えられる。こ
のとき、第２領域が平文の状態でアドレス変換テーブル
を格納しているので、暗号化された実行プログラムをロ
ードするときにリロケーションで不整合が生じない。ま
た、ロード時の不整合を防止すると同時に、暗号化され
てデータを格納する第１領域により、プログラムの大部
分を不正な解析から保護することが可能になる。本発明
のその他の特徴、効果は、以下に述べる実施の形態によ
って、より明確になるものである。

【００３０】

【発明の実施の形態】以下、図面を参照して本発明を詳
細に説明する。

【００３１】＜第１実施形態＞図１〜図４は、本発明の
第１実施形態に係るマイクロプロセッサ１０を説明する
ための図である。図１の概略ブロック図に示すように、
マイクロプロセッサ１０は、このマイクロプロセッサに
固有の秘密鍵１１２と、この秘密鍵とペアをなす公開鍵
１１４と、この公開鍵によりあらかじめ暗号化された実
行プログラムを実行する際に秘密鍵１１２で復号化する
復号化処理部１１６と、復号化されたプログラムを一時
的に格納する一次命令キャッシュ１１８と、一次命令キ
ャッシュ１１８に格納された内容を逐次解釈する命令フ
ェッチ／デコード手段２３０と、バスインターフェイス
ユニット１２２と、命令ＴＬＢ１２０とを、１チップ上
または１パッケージ１３５内に備える。

【００３２】バスインターフェイスユニット１２２は、
仮想アドレスを物理アドレスに変換するアドレス変換手
段（不図示）と、マイクロプロセッサ外部のメインメモ
リ２０３から、指定された物理アドレスの内容を読み出
すメモリ読み出し手段（不図示）とを有する。また、命
令ＴＬＢ１２０は、アドレス変換手段の変換規則と、各
々が仮想アドレスで指定された範囲が暗号化されている
かどうかを示す暗号化フラグを有する１以上のエントリ
とを含むページテーブルを読み込む。

【００３３】マイクロプロセッサ１０は、たとえばＰＣ
に組み込まれると、システムバス１０７を介して外部記
憶装置１０１、ＰＣのメインメモリ１０３、２次キャッ
シュ１０５に接続される。ユーザは、所望のプログラム
を暗号化された状態で購入したい場合に、このマイクロ
プロセッサ１０に固有の公開鍵を、ＰＣを介してプログ
ラムベンダに送信する。プログラムベンダは、送られて
きた公開鍵でプログラムを暗号化して、暗号化された実
行プログラムをユーザのＰＣに送り返す。暗号化された
実行プログラムは、たとえばＰＣのメインメモリ１０３
に図２に示すファイル形式でロードされ、実行する場合
にだけマイクロプロセッサ１０の復号化処理部１１６で
復号化され、実行される。このとき、マイクロプロセッ
サ１０に固有の秘密鍵１１２を用いなければプログラム
の復号化はできない。

【００３４】このマイクロプロセッサ１０は仮想記憶性
能を有する。したがって、図３に示すように、メインメ
モリ１０３の所定の範囲を指定する物理アドレスによっ
て区切られたページ３８−１〜３８−ｋと、これらに対
応するエントリを有するページテーブル３７が設定され
る。命令ＴＬＢ１２０は、マイクロプロセッサが実行し
ようとする範囲のプログラムが書き込まれた物理ページ
に対応するページテーブルエントリを取り込む。各エン
トリには、上述したように暗号化フラグが設けられてお
り、対応するページの内容が暗号化されている場合に暗
号化フラグがセットされる。復号化処理部１１６は、エ
ントリに暗号化フラグがセットされている場合にのみ、
このエントリに対応するページの内容を復号化する。ペ
ージテーブルと暗号化フラグの詳細については、後述す
る。

【００３５】暗号化プログラムの実行中は、復号化され
て一次命令キャッシュ１１８に格納されていたプログラ
ムの命令は、順次、命令フェッチ／デコード部１３０に
よってデコードされ、命令プール１３１に供給される。
命令実行切り替え部１３２は、一次データキャッシュ１
３４から順次データをロードする。命令の実行が終了す
ると、命令実行完了部１３３を介して、メモリに書き込
まれるべきデータは一次データキャッシュ１３４に書き
戻される。

【００３６】このような暗号化プログラムの実行中に、
割り込みによって復号化が中断されることがあり得る。
中断が起きると、従来のマイクロプロセッサでは、別の
タスク（コンテキスト）への切り替えが発生するとき
に、プロセッサの内部状態をメインメモリ１０３のスタ
ック上に書き出す。割り込み中のタスクの処理が終了し
たら、メインメモリ１０３に書かれた内容が復元され、
実行が再開される。しかし、プロセッサの実行コンテキ
スト情報を調べれば、そこにはマイクロプロセッサの実
行アドレスと内部状態に関する情報が含まれるため、プ
ログラムがどのような動作をしていたかがわかってしま
う。

【００３７】これを防止するために、本発明のマイクロ
プロセッサ１０は、レジスタ値暗号化／福号化処理部１
２６を有する。レジスタ値暗号化／福号化処理部１２６
は、暗号化プログラムの実行中に割り込みや例外が発生
した場合に、実行済みの命令の状態を保持しているレジ
スタ１２４の内容を、一旦暗号化する。このときの暗号
化の鍵は、マイクロプロセッサ１０がランダムな値を割
り当てたものである。この暗号化鍵をさらにマイクロプ
ロセッサ１０の固有の秘密鍵１１２で暗号化して、暗号
化されたコンテキスト情報と共にスタック上に保存す
る。ただし、コンテキスト情報のうち、オペレーティン
グシステムがそのプロセスを再開するのに必要な次レジ
スタ情報は暗号化されない。また、プログラムの再開ア
ドレス、スタックポインタなどのシステムレジスタと、
例外発生ページアドレスは暗号化されない。これら以外
の汎用レジスタが暗号化される。

【００３８】割り込みが終了し、リターン命令によって
もとの暗号化プログラムに戻る場合は、マイクロプロセ
ッサ１０はスタック上の暗号化されたレジスタ値を一度
レジスタ１２４に読み込む。レジスタ値暗号化／福号化
処理部１２６は、レジスタ１２４上に読みこまれた暗号
化値を復号化し、実行を再開する。より具体的には、マ
イクロプロセッサ１０は、保存されたコンテキストの再
開アドレスを調べる。再開アドレスが暗号化されたペー
ジであれば、レジスタ値暗号化／復号化処理部１２６
は、秘密鍵１１２を用いてコンテキスト情報を復号化す
る。このような割り込み時、および復帰時のレジスタの
暗号化、復号化は、いかなるプログラムからも知ること
はできない。

【００３９】なお、システムコール呼出しに使われるソ
フトウエアインタラプトの場合は、パラメータの受け渡
しに汎用レジスタが使われるため、この汎用レジスタに
ついては暗号化を行わない。すなわち、実行中の暗号化
プログラム自体が発生させる割り込み（ソフトウエアイ
ンタラプトと呼ばれ、ユーザモードからＯＳのカーネル
モードに制御を移すときに使われる割り込み処理）で
は、レジスタ１２４の暗号化は行わない。ソフトウエア
インタラプトはシステムコール発行に伴って実行される
ので、暗号化プログラムの作成者はあらかじめこの点に
留意したうえで、セキュリティが守られるようにプログ
ラムを作成する。

【００４０】暗号化プログラムの実行が終了すると、命
令ＴＬＢ１２０に読み込まれたエントリにセットされて
いた暗号化フラグがクリアされ、一次命令キャッシュ１
１８に格納された平文状態のプログラムデータは破棄さ
れる。このとき、復号化された内容がメインメモリ１０
３に書き戻されることはない。これにより、完全にマイ
クロプロセッサ１０の内部だけで、暗号化された実行プ
ログラムの復号が行われ、他のソフトウエアもユーザ
も、復号化を知ることができない。

【００４１】図２は、第１実施形態における実行プログ
ラムのファイル形式を示し、図３は、第１実施形態のマ
イクロプロセッサ１０における論理アドレス３１と、仮
想メモリを管理するページテーブル３７との関係を示
す。図４は、図３に示すページテーブルのうち、エント
リ３７−ｊの構成を示す。

【００４２】図２に示すように、第１実施形態のプログ
ラムファイルは、このプログラムの外部のプログラムへ
の直接の参照を含まない第１のプログラム領域（すなわ
ち、.textセクション、.bssセクション、.rdataセクシ
ョンなど）と、このプログラムの外部のプログラムへの
直接の参照を含む第２のプログラム領域（すなわちＩＡ
Ｔセクション）とを有する。第１のプログラム領域に
は、データはあらかじめ暗号化鍵で暗号化された状態で
記録され、第２のプログラム領域には、平文の状態でジ
ャンプテーブルが記録される。

【００４３】ファイルの先頭には、ＭＳ−ＤＯＳヘッダ
１１およびＣＯＦＦファイルヘッダ１２があり、プログ
ラム全体の属性などを定義する。プログラムは、.text
セクション１３、.bssセクション１４など、いくつかの
セクションに分かれており、各セクションごとに、属性
を定義するセクションヘッダと、内容が含まれるセクシ
ョン本体がある。通常、プログラムのコード領域は.tex
tセクションに格納される。ただし、図２に示すよう
に、ＩＡＴ（Import Address table）と呼ばれる外部プ
ログラムへのジャンプ命令が格納される領域は、コード
領域ではあっても、プログラム本体とは別の.IATセクシ
ョンに格納される。セクションヘッダにはいくつかのフ
ィールドがあり、その中の特性フィールド１３−１が、
セクションのメモリ上の配置境界や読み書き属性などを
指定している。

【００４４】第１実施形態では、特性フィールド１３−
１上の１ビット、たとえば０ｘ０００００４００でマス
クされる１ビットが、暗号化属性を指定する暗号化フラ
グとして用いられる。このビットが１であれば、対応の
セクションが暗号化されていることを示し、０であれば
暗号化されていないことを示す。図２の例では、このビ
ットが値１を有するので、対応のセクションは暗号化さ
れていることになる。たとえば、.textセクション１７
の内容は、本来平文であったプログラムをマイクロプロ
セッサ１０の固有の公開鍵１１４で暗号化されたもので
ある。一方、ジャンプテーブルが格納される.IATセクシ
ョンヘッダ１６の暗号化フラグは値０を持ち、このセク
ションにはジャンプテーブルが暗号化されず、平文のま
ま格納されることを示す。

【００４５】一般に、プログラムがロードされるアドレ
スは、システム構成や、そのメモリの利用状況によって
異なる。そのようなとき、プログラムに含まれる参照ア
ドレスをプログラムローダが状況に合わせて変更する必
要が生じる。これをリロケーションと呼ぶ。あるプログ
ラム内部に閉じた関数呼出しは、プログラム内部の相対
的なアドレスに基づいてアクセスを行うリロケータブル
なコードを生成することによって、リロケーション処理
を不要にすることができる。しかし、プログラム外部の
モジュールの呼出し、たとえばシステムコール呼出し
や、その逆に外部のモジュールからプログラム内部の関
数が呼び出される場合には、モジュールの絶対アドレス
も相対的な位置関係も、プログラムがロードされるまで
わからないことが多い。システムのハードウエア構成や
ソフトウエアのバージョンによってプログラムや作業領
域のサイズが変わることがその理由である。

【００４６】この問題を解決するため、次のような手法
を用いる。外部関数への呼出しを含むプログラムファイ
ルに、ＩＡＴ（Import Address Table）と呼ばれる、読
み出される外部関数へのジャンプ命令を並べたテーブル
をあらかじめ作成しておき、暗号化されたプログラム本
体（ここでは.textセクション１７）から外部モジュー
ルへの呼出しは、このテーブルへのコール命令として間
接的に行う。ジャンプテーブルには、呼出し先の関数を
識別する名前が付加されており、プログラムローダはプ
ログラムのロード時に名前に基づいて外部関数のアドレ
スを検索し、上記テーブルの対応する命令のジャンプ先
をその関数のアドレスに書き換える。この状態でプログ
ラムから外部関数への呼出しが行われると、制御は一度
ＩＡＴのジャンプ命令に移り、次にジャンプ命令の飛び
先の目的とする関数に制御が移る。第１実施形態で
は、.IATセクション２０にこのジャンプテーブルが格納
されている。

【００４７】ＩＡＴ領域はプログラムローダによる書き
換えが行われるので、この領域が暗号化されていると、
書き換えが正常に行われなくなり、正しい外部関数が呼
び出されないことになる。そこで本発明では、図２に示
すように、ＩＡＴをプログラム本体（.textセクション
１７）とは別のセクションに設け、.IATセクション２０
を平文のまま維持することにより、リロケーション処理
が正しく行われる。ＩＡＴに含まれる情報は、外部関数
への呼出しだけなので、プログラム自体の秘密が損なわ
れることはない。

【００４８】第１実施形態では、ＩＡＴを外部関数への
ジャンプ命令が格納されていることとしたが、プログラ
ム本体からの呼出し命令が、ＩＡＴの内容で指定される
ような間接呼出し命令を使っている場合には、ＩＡＴの
内容はジャンプ命令ではなく、単なるとび先のアドレス
が格納されたデータ列であってもよい。もちろんこの場
合も、ＩＡＴは暗号化されない。

【００４９】次に、ページテーブルエントリに設けられ
た暗号化フラグについて説明する。暗号化された実行プ
ログラムは、ローダプログラムによってメインメモリ１
０３上に読み込まれる。このとき、ローダは、ロードす
るプログラムのために１以上のページから成る仮想メモ
リ空間を割り当て、これらのページにプログラムのすべ
てのセクションを書き込んで配置する。配置が終わる
と、ローダは.textセクション１７が配置されたページ
テーブルエントリ37-jの暗号化フラグ37-j-E（図４）を
１にセットする。このページテーブルエントリ37-jが、
マイクロプロセッサ１０の命令ＴＬＢ１２０にキャッシ
ュされているときに暗号化フラグがセットされている
と、バスインターフェイスユニット１２１がそれを監視
していて、一次命令キャッシュ１１８と二次命令キャッ
シュ１０５の、このページエントリに対応するキャッシ
ュエントリを無効化して、復号化された内容を記憶する
ためのスペースをあける。このとき、平文状態の.IATセ
クションが配置されたページテーブルエントリの暗号化
フラグは０のままである。

【００５０】いったん、ページテーブル307-j-Eの暗号
化フラグがセットされると、以後このページテーブルに
対応する物理メモリのページ38-kへの他プログラムから
のアクセスは禁止される。すなわち、このページへの読
み出し、書き込みは一切できなくなる。この保護は、実
行がユーザモード、カーネルモードのどちらの場合にも
適用される。

【００５１】暗号化フラグがセットされている間に、外
部から読み書きの要求があった場合は、保護例外が発生
する。あるいは、読み出しに対しては、常に所定の値
（たとえば０）もしくは乱数が読み出され、書き込みに
対しては無効とするようにしてもよい。例外の扱いにつ
いては後述する。暗号化フラグがセットされた物理ペー
ジ310-k が平文状態で一次データキャッシュ１３４にキ
ャッシュされることはない。以下、ページテーブルの暗
号化フラグがセットされたページに対応するメモリ領域
を暗号化ページまたは暗号化領域と呼ぶ。暗号化領域の
実行では、プロセッサのデバッグ機能、たとえばステッ
プ実行機能などは無効化される。

【００５２】ローダは、メインメモリ１０３上にページ
テーブルを設定すると、プログラムのエントリポイント
に制御を移し、プログラムの実行が開始される。マイク
ロプロセッサ１０が命令として暗号化領域にアクセスす
ると、キャッシュのミスヒットが生じ、メインメモリ１
０３から一次命令キャッシュ１１８への読み込みが始ま
る。このとき、暗号化領域については、復号化処理部１
１６が秘密鍵１１２を使用して内容を復号化し、一次命
令キャッシュ１１８上には、実行可能な命令列が読み込
まれ、マイクロプロセッサ１０はそれを実行する。暗号
化領域以外をキャッシュする場合には、復号化処理部１
１６はなにもせずに、メインメモリ１０３の内容はその
まま一次命令キャッシュ１１８にコピーされる。

【００５３】上述したように、この復号化はすべてマイ
クロプロセッサ１０内部のハードウエアである一次命令
キャッシュ１１８の動作の一部として行われる。したが
って、前述したページテーブルの扱いを除けば、ソフト
ウエアは復号化操作を意識することはまったくない。ペ
ージテーブルの設定についても、通常はオペレーティン
グシステムによって設定が行われるので、アプリケーシ
ョンからはまったく見ることができない。さらに、これ
も上述したように、マイクロプロセッサ１０に固有の秘
密鍵１１２は、マイクロプロセッサ１０の内部に隠さ
れ、プログラムからはその値を読み出すことはできな
い。したがって、暗号化された実行プログラムの内容
は、マイクロプロセッサ１０が組み込まれたＰＣのアプ
リケーションプログラムはもちろん、オペレーティング
システムからも復号化された形で読み出すことは不可能
である。

【００５４】（ページの無効化）プログラムの実行が終
了すると、オペテーティングシステムは他のプログラム
を動作させるために、そのプログラムの.textセクショ
ンが読みこまれていた暗号化領域のメモリページを開放
して、別の内容の書き込みを認める必要がある。ページ
テーブルエントリに暗号化フラグがセットされたままで
は、対応するページへの読み書きはできないので、ペー
ジテーブル上の暗号化フラグをリセットして、読み書き
を許可する。仮想記憶を採用している場合は、プログラ
ムの実行中にも、ページの一部がページアウトされて、
ページの内容を二次メモリに書き出して、物理メモリを
他の目的に使う必要が生じることがある。この場合も、
ページの内容を読み出す前に、暗号化フラグはリセット
される。暗号化フラグがリセットされると、それを監視
するバスインターフェイスユニット１２２は一次命令キ
ャッシュ１１８の内容を無効化する。一次データキャッ
シュ１３４については、暗号化フラグがセットされた状
態で一次データキャッシュ１３４への暗号化領域の読み
込みが禁止されていれば、無効化の必要は特にない。

【００５５】（メモリマップトファイル）オペレーティ
ングシステムの仮想記憶の実装によっては、プログラム
の開始時にすべてのイメージを実際の物理メモリが読み
込まれない場合もある。すなわち、プログラムの実行開
始時にプログラムのイメージが仮想アドレスに割り付け
られるだけで、物理メモリにロードされない場合もあ
る。この仮想アドレスへの割付は、メモリマップトファ
イルと呼ばれる。通常、ページテーブルには、そのペー
ジが物理メモリに存在するかどうかを示すフラグがあ
る。図４では、右下の37-j-Pがこのフラグに相当する。

【００５６】通常、仮想メモリのあるページがアクセス
されたとき、その仮想ページに物理メモリが割り当てら
れていない場合、オペレーティングシステムは例外原因
を調べて、仮想ページに対応する物理ページを確保して
からページテーブルを更新する。そして、ページ内容を
二次メモリから読み出して、確保した物理メモリに書き
込んでから、実行を再開する。対応のページが物理メモ
リに存在せず、かつ暗号化フラグがセットされている場
合には、オペレーティングシステムは、まず物理メモリ
のスペースを確保してページテーブルを更新した後、ペ
ージ内容を書き戻すために、一度暗号化フラグをクリア
してから、通常の場合と同様に、二次メモリの内容を物
理メモリに書き込み、その後再度暗号化フラグをセット
して暗号化プログラムの実行を再開する。

【００５７】（デバッグフラグ）デバッグのためにプロ
グラムの動作を検証するときには、そのプログラムが実
行される実際の環境にできる限り近いことが望ましい。
その意味では、暗号化プログラムのデバッグは、暗号化
状態で行うべきである。しかし、プログラムが暗号化さ
れた保護状態では、ステップ実行などのデバッグ機能が
使えず、コードを逆アセンブリすることもできないた
め、デバッグは事実上不可能に近い。このため、暗号化
プログラムのデバッグは、どうしても平文状態で行う必
要があると考えられる。

【００５８】暗号化状態と平文状態での実行の差につい
て考えると、マイクロプロセッサ１０でのコードの実行
については、マイクロプロセッサ１０の内部では、プロ
グラムが復号化された状態で実行されるため、暗号化さ
れた状態と平文の状態とで、動作に本質的な違いはな
い。しかし、メモリ保護については、暗号化されたプロ
グラムを実行する場合、復号化されたプログラムを保護
するため暗号化されたページへの読み出しを禁止してい
る点で動作が異なっている。

【００５９】そこで、暗号化プログラムのデバッグを、
デバッグ作業の容易な平文状態で行い、平文状態で行
い、かつデバッグ動作を暗号化状態と一致させるため、
ページテーブルにデバッグフラグを設けている。図４に
示すページエントリでは、37-j-Dがデバッグフラグに相
当する。デバッグフラグがセットされているときに、そ
のページに対して暗号化プログラムの実行以外の読み書
きが行われると、暗号化プログラムの保護例外が発生す
る。しかし、デバッグ作業は平文状態で行われているの
で、実行コンテキストは平文のままセーブされ、ステッ
プ実行も可能となる。すなわち、プログラム実行におい
ては、デバッグは平文のプログラムであっても、振る舞
いは暗号化された状態と一致する。かつ、ステップ実行
による実行トレースが可能になる。また、保護による例
外が発生した場合も、セーブされた実行コンテキストを
解析することにより、例外の発生原因を調べた上で、実
行を再開することもできる。

【００６０】ページテーブルについては、暗号化プログ
ラムと平文のプログラムの間で暗号化フラグの値の相違
は残るが、一般にアプリケーションプログラムはページ
テーブルの内容を意識することはないので、アプリケー
ションプログラムのデバッグの妨げにはならない。

【００６１】暗号化プログラムのセキュリティを守るた
め、暗号化フラグがセットされた状態では、デバッグフ
ラグをセットしても、ステップ実行などは禁止されたま
まにする。または、暗号化フラグがセットされた状態で
は、デバッグフラグをセットできないようにしてもよ
い。なお、暗号化フラグがセットされている限り、デバ
ッグフラグの状態に関わらず、暗号化領域からのデータ
読み出しは禁止される。

【００６２】＜第２実施形態＞図５〜図８は、本発明の
第２実施形態に係るマイクロプロセッサ２０を説明する
ための図である。第１実施形態では、マイクロプロセッ
サに固有の公開鍵を用いて暗号化されたプログラムを実
行していた。しかし、公開鍵方式の暗号化／福号化アル
ゴリズムは、共通鍵方式に比較して一般に複雑で、回路
規模が大きくなり、コストが高くなる上に、処理の高速
化が困難である。そこで、第２実施形態のマイクロプロ
セッサは、共通鍵で暗号化されたプログラムを復号し実
行するとともに、共通鍵を安全かつ効率的に管理する。

【００６３】具体的には、マイクロプロセッサに供給さ
れる実行プログラムは、プログラムベンダが選択した任
意の暗号化鍵（すなわち共通鍵）で暗号化される。暗号
化に用いた共通鍵は、マイクロプロセッサに固有の公開
鍵で暗号化される。共通鍵で暗号化された暗号化プログ
ラムと、公開鍵によって暗号化された共通鍵とがマイク
ロプロセッサに送られてくるので、マイクロプロセッサ
は、固有の秘密鍵で共通鍵を復号化し、復号化された共
通鍵で、暗号化プログラムの内容を復号化する。これに
より、セキュリティを維持したまま、復号化のためのハ
ードウエアコストを低減することができる。

【００６４】図５に示すように、マイクロプロセッサ２
０は、プログラムから読み出すことのできない秘密鍵と
２１２、この秘密鍵に対応する公開鍵２１４と、この公
開鍵であらかじめ暗号化された状態で外部のメモリに格
納されている第３の暗号化鍵Ｅ_Ｋｐ［Ｋｘ］を前記秘密
鍵２１２を使用して復号化する復号化鍵ＴＬＢ（第１の
復号化処理手段）２３６と、外部のメモリに格納されて
いる暗号化されたプログラムを、前記復号化された第３
の暗号化鍵Ｅ_Ｋｐ［Ｋｘ］によって復号化する復号化処
理部２１６（第２の復号化処理手段）と、復号化された
プログラムを格納する一次命令キャッシュ２１８と、バ
スインターフェイスユニット２２２と、命令ＴＬＢ２２
０とを、１つのチップまたはパッケージ内に備える。

【００６５】バスインターフェイスユニット２２２は、
仮想アドレスを物理アドレスに変換するアドレス変換手
段（不図示）と、マイクロプロセッサ外部のメインメモ
リ２０３から、指定された物理アドレスに対応する内容
を読み出すメモリ読み出し手段（不図示）とを有する。
命令ＴＬＢ２２０は、アドレス変換手段による仮想アド
レスから物理アドレスへの変換規則と、公開鍵によって
あらかじめ外部で暗号化された第３の暗号化鍵Ｅ［Ｋ
ｘ］（共通鍵）についてのキー情報とを含むテーブルを
取り込む。より具体的には、命令ＴＬＢ２２０は、まず
メインメモリ２０３のアドレスによって区切られたペー
ジ領域の各ページに対応するエントリを含むページテー
ブルを取り込む。各エントリは、対応するページの暗号
化属性を示す暗号化フラグと、このページの内容を復号
するための鍵情報が記憶されているキーテーブル上の位
置を指定する識別子（キーエントリＩＤ）とを有する。
この識別子を参照することによって、対応するキーテー
ブルのエントリを取り込む。

【００６６】図６は、第２実施形態のマイクロプロセッ
サ２０で実行する暗号化プログラムを格納するファイル
形式を示す。.textセクションヘッダ６３のフィールド
には、暗号化アルゴリズム６３−２のフィールドと、暗
号化鍵値６３−３のフィールドが追加されている。暗号
アルゴリズム６３−２のフィールドには、コード領域を
暗号化するための暗号化アルゴリズムが符号化されて格
納される。暗号化鍵値６３−３のフィールドには、マイ
クロプロセッサ２０が暗号化プログラムを解読するため
に使う共通鍵Ｋｘが、マイクロプロセッサ２０に固有の
公開鍵２１４で暗号化された値Ｅ_Ｋｐ［Ｋｘ］が格納さ
れている。共通鍵Ｋｘの長さは、たとえば、暗号にトリ
プルＤＥＳを使った場合には１９２ビットが必要にな
る。そして、Ｅ_Ｋｐ［Ｋｘ］は、マイクロプロセッサ２
０の公開鍵２１４によって暗号化される際のブロック長
の整数倍のサイズとなる。

【００６７】.textセクション６６は、共通鍵Ｋｘを用
い、暗号化アルゴリズム６３−２のフィールドで指定さ
れたアルゴリズムによって暗号化されている。ここで
は、暗号化アルゴリズムには共通鍵方式のトリプルＤＥ
Ｓが指定されているものとする。特性フィールド６３−
１には、プログラムが暗号化されていることを示すた
め、暗号化フラグが１にセットされていることは第１実
施形態と同様である。

【００６８】プログラムベンダが図２に示すような暗号
化ファイルを作成するには、まず、コード領域の暗号化
鍵を共通鍵Ｋｘとしてランダムに選び、.textセクショ
ン６６を、６４ビット（８バイト）ごとのブロック単位
でトリプルＤＥＳアルゴリズムで暗号化する。暗号化鍵
値６３−３には、解読用共通鍵Ｋｘをターゲットである
マイクロプロセッサ２０の公開鍵２１４で暗号化した値
Ｅ_Ｋｐ［Ｋｘ］を格納し、暗号化アルゴリズムフィール
ド６３−２にはトリプルＤＥＳの符号表現を入れ、特性
フィールドの暗号化フラグを１にセットする。

【００６９】なお、コードを格納する領域を.textセク
ション６６に限らず複数のセクションとすることによ
り、同一プログラムのコードを複数の暗号化鍵もしくは
暗号化アルゴリズムで暗号化してもよい。ただし、それ
ぞれのセクションはプロセッサの仮想記憶（図７）のペ
ージ境界ごとに配置されなければならない。

【００７０】また、あらかじめ、プログラムのコード領
域の一部に、プログラムの動作と関係のない部分を設
け、コード領域を暗号化する前に、その部分にプログラ
ムを使用するターゲットのマイクロプロセッサ２０の公
開鍵２１４やプログラムの配布先ユーザＩＤを直接、あ
るいは暗号化した形式で格納してもよい。こうすること
によって,プログラムが不正解読され、不正コピーが配
布された場合に、その経路を追跡することが可能にな
る。経路追跡のための情報は、プログラムの１サブルー
チンとして実行可能な機械語命令列に符号化され、発見
を困難にすることも可能である。

【００７１】さて、暗号化されたプログラムをマイクロ
プロセッサ２０で実行する際には、実施形態１と同様
に、まず、マイクロプロセッサ２０が組み込まれたＰＣ
のメインメモリ２０３に、暗号化プログラムをローダに
よって読み込むことから始まる。ローダは、暗号化プロ
グラムのための仮想メモリ空間を含むプロセスコンテキ
ストを設定し、すべてのセクションを通常のプログラム
を同様にメモリ上に配置し、必要に応じてリロケーショ
ンなどを行う。

【００７２】図７は、第２実施形態に係るマイクロプロ
セッサ２０で暗号化プログラムを実行する際のページテ
ーブルを示す。図７に示す第２実施形態のページテーブ
ルはキーテーブル７９を有する拡張テーブルである。論
理アドレス７１は、ディレクトリ７２、テーブル７３、
オフセット７４の３つのフィールドに分割されている。
論理アドレス７１を構成するこれら３つのフィールド
は、次のようにして物理アドレスを計算する。

【００７３】まず、最上位のディレクトリフィールド
は、ディレクトリテーブル７６のエントリ76-iを指定す
る。ディレクトリテーブル７６の先頭は、マイクロプロ
セッサ２０のレジスタ７５によって指定される。ディレ
クトリエントリ76-iは、ページテーブル７７の先頭への
ポインタを持つ。論理アドレス７１のテーブル７３によ
って、ページテーブル７７での位置が計算され、対応す
るページエントリ77-iにそのアドレスが示す実際の物理
アドレス80-kが記述されている。ここまでは、第1実施
形態と同様である。

【００７４】図８は、図７に示したページテーブル７７
のエントリと、対応するキーテーブル７９のエントリを
示す。第２実施形態では、ページテーブル７７の各エン
トリに、対応するページを復号化するための鍵情報を指
定する番号（識別子またはキーエントリＩＤ）を格納す
るフィールド77-j-Kが設けられる。この番号は、キーテ
ーブル７９上の、復号化鍵が格納されているエントリの
番号を指定する。キーテーブル７９の先頭はマイクロプ
ロセッサ２０の制御レジスタのひとつであるキーテーブ
ル制御レジスタ７８によって指定される。なお、各エン
トリは、第１実施例と同様に、対応するページの属性を
示す暗号化フラグ77-j-Eと、デバッグフラグ77-j-Dも有
する。

【００７５】次に、ローダは暗号化されたプログラムを
復号化するための共通鍵Ｋｘをマイクロプロセッサ２０
に固有の公開鍵２１４で暗号化した値Ｅ_Ｋｐ［Ｋｘ］を
格納するためのエントリ79-mを、キーテーブル７９の上
に確保する。キーテーブル７９には、鍵情報と暗号化ア
ルゴリズムのフィールドに加えて、参照カウンタのフィ
ールド79-m-1があり、そのテーブルを参照するテーブル
の個数が書き込まれる。すなわち、参照数が０であれ
ば、そのテーブルは使用可能となる。ローダは使用する
テーブルを決定して、キーテーブルの参照カウンタを０
から１に書き換えてから、鍵情報と暗号化アルゴリズム
情報をキーテーブルのフィールド79-m-3と79-m-4のそれ
ぞれに書き込み、そのキーエントリの番号を対応するペ
ージテーブル７７のエントリ77-jに書き込む。同じキー
エントリを参照するページが複数あれば、キーテーブル
７９の参照カウンタを増やしてからページテーブル７７
のエントリにキーエントリの番号を書き込む。

【００７６】すでに同一のプログラムが実行されている
などの理由により、同一の鍵がキーテーブル７９に格納
されている場合は、テーブルの確保は行わず、キーテー
ブルの参照カウンタを増やしてから、ページエントリに
キーエントリの番号を書き込む。このようにして、暗号
化鍵Ｅ［Ｋｘ］を複数ページで参照できるようにする。

【００７７】上述のように、独立のキーテーブル７９を
設けて複数のページで共通の復号鍵情報を共有できるよ
うにした理由は、ページテーブルに必要なメモリの量を
減らして命令ＴＬＢ２２０の効率を改善するためであ
る。すなわち、第１実施形態では、暗号化プログラムの
中のすべてのプログラムについて同一の公開鍵１１４が
用いられていたため、各ページテーブルごとに鍵情報を
格納する必要はなかったが、第２実施形態ではプログラ
ムごとに必要な共通鍵の鍵情報が異なるため、ページご
とに別々の鍵を格納する必要が生じる。しかし、比較的
長いビット長を要する鍵情報を、直接ページテーブルの
フィールドに割り付けると、ページテーブルの大きさが
増大してメモリ２０３の利用効率が低下する。たとえ
ば、ページが４Ｋバイトのときに、キャッシュラインサ
イズと同一の３２バイトの鍵をページテーブルの各ペー
ジに割り当てると、ページサイズの１％弱のメモリがペ
ージテーブルのために必要となってしまう。そこで、ペ
ージテーブルの大きさを増大させたとしても、命令ＴＬ
Ｂ２２０のサイズが以前と同じであれば、命令参照に対
する命令ＴＬＢ２２０のヒット数が低下し、プログラム
の実行速度が低下する。命令ＴＬＢ２２０のサイズも同
時に大きくすることも考えられるが、高速な論理−物理
アドレス変換が要求される命令ＴＬＢ２２０の性質上、
コスト高になってしまう。

【００７８】また、実際には、暗号化鍵の種類は必ずし
もページごとに変更する必要はなく、プログラムの秘密
保護のためには、たかだか数種類の鍵が使い分けられれ
ば十分であることが多い。そこで、第２実施形態では、
複数のページが同一の復号化鍵情報を共有できるように
独立のキーテーブル７９を設け、ページテーブル７７に
はキーテーブル７９への番号を格納することにより、ペ
ージテーブルにル７７に必要なメモリ量を低減させたの
である。

【００７９】さて、プログラムの配置とページテーブル
の鍵情報の設定が終わると、ローダは.textセクション
ヘッダ６３が配置されたページテーブルの暗号化フラグ
を１にセットする。そのページテーブルが命令ＴＬＢ２
２０にキャッシュされている場合にページテーブルの暗
号化フラグが１にセットされると、バスインターフェイ
スユニット２２２がそれを監視していて、一次命令キャ
ッシュ２１８および二次命令キャッシュ２０５の対応す
るエントリを無効化する。

【００８０】上述のキーテーブル７９の値は復号化鍵Ｔ
ＬＢ２６にも格納される。キーテーブル７９が書きかえ
られた場合は、対応する復号化鍵ＴＬＢ２３６のエント
リも書き換えられる。ここで、復号化鍵ＴＬＢ２２０に
は、メモリ上の復号化鍵情報Ｅ［Ｋｘ］が、マイクロプ
ロセッサ２０に固有の公開鍵２１４で復号化されて格納
される。このとき、メモリ２０３上の復号化鍵情報Ｅ
［Ｋｘ］の長さを、復号化鍵ＴＬＢ２２０上の復号化さ
れた鍵情報Ｋｘより長く取ることにより、鍵の安全性と
ＴＬＢ２２０の利用効率を両立させることができる。マ
イクロプロセッサ２０内部の復号化鍵ＴＬＢ２２０に格
納された鍵情報は、ユーザプログラムからは見ることが
できないからである。もちろん、ユーザプログラムによ
るキーテーブルの明示的なメモリ参照に対しては、復号
化された値Ｋｘではなく、もとの暗号化されたままの値
Ｅ［Ｋｘ］が返される。

【００８１】キーテーブル７９の設定が完了すると、第
１実施形態と同様に、ローダはプログラムのエントリポ
イントに制御を移し、プログラムの実行が開始される。
プロセッサが命令として暗号化領域にアクセスすると、
キャッシュのミスヒットが生じ、メインメモリ２０３か
ら一次命令キャッシュ２１８への読み込みが始まる。こ
のとき、ページテーブル７７からキーテーブル７９への
参照で指定されたキーテーブル７９のエントリが、マイ
クロプロセッサ２０の秘密鍵２１２で復号化されて、復
号化ＴＬＢ２３６に読み込まれる。復号化された鍵情報
Ｋｘを使って、メインメモリ２０３に格納されていた暗
号化データが復号化処理部２１６によって復号化され、
一次命令キャッシュ２１８へと読み込まれ、実行され
る。

【００８２】以後に行われる実行終了後のキャッシュの
無効化、割り込み処理などは第１実施形態と同様であ
る。

【００８３】このように、第２実施形態ではプログラム
の復号化に共通鍵方式を採用することができる。共通鍵
のアルゴリズムは一般に同一鍵長さの公開鍵アルゴリズ
ムと比較してハードウエア化が容易であり、復号化機能
のコストを低減することができる。さらに、共通鍵をマ
イクロプロセッサに固有の公開鍵で暗号化し、その復号
はマイクロプロセッサ２０に固有の秘密鍵でないとでき
ないので、安全性も確保される。

【００８４】＜第３実施形態＞図９は、本発明の第３実
施形態にかかるプログラム配布システム９０の図であ
る。このプログラム配布システムは、基本的に、第１ま
たは第２の実施形態で説明したマイクロプロセッサを内
蔵したコンピュータシステムにプログラムを配布するよ
うに設計されている。したがって、配布される実行プロ
グラムは、マイクロプロセッサ固有の鍵で直接暗号化さ
れるか、あるいは任意の共通鍵で暗号化され、共通鍵そ
のものををマイクロプロセッサ固有の鍵で暗号化して実
行プログラムに添付する。このため、同一のプログラム
媒体のコピー、たとえば大量にプレスされるＣＤ−ＲＯ
Ｍなどによってプログラムを配布することができない。
そこで、ネットワークを介してプログラムを配布する。

【００８５】図９に示すプログラム配布システム９０
は、ネットワーク９５と、ネットワーク９５に接続さ
れ、実行プログラムをネットワーク９５を介して配布す
るプログラム配布装置９３と、同じくネットワーク９５
に接続され、ネットワークを介してプログラム配布装置
９３から実行プログラムの配布を受けるクライアント装
置９１とを含む。

【００８６】プログラム配置装置９３は、クライアント
装置９１との間に第１の通信路を設定する第１通信路設
定部９３１と、記第１の通信路を介してクライアント装
置９１を使用するユーザのユーザ認証を行うユーザ認証
部９３３と、第１の通信路上に、クライアント装置が内
蔵するマイクロプロセッサに直接連絡する第２の通信路
を設定する第２通信路設定部９３４と、第２の通信路を
介して、クライアント装置９１のマイクロプロセッサ９
０１が正当であることを認証するプロセッサ認証部９３
５と、実行プログラムをプロセッサ９０１と対応付けら
れた暗号化鍵で暗号化して暗号化プログラムを作成する
プログラム暗号化処理部９３６と、暗号化したプログラ
ムを第２の通信路を介してクライアント装置に配布する
ネットワークインターフェイス９３１とを備える。

【００８７】クライアント装置９１は、あらかじめ固有
の秘密鍵と公開鍵とを有するマイクロプロセッサ９０１
と、プログラム配布装置９３との間に第１の通信路を設
定する第１クライアント側通信路設定部９０５と、第１
の通信路を介してこのクライアント装置を使用するユー
ザのユーザＩＤを送信するユーザ認証部９１０と、第１
の通信路上に、マイクロプロセッサから直接プログラム
配布装置に連絡する第２の通信路を設定する第２クライ
アント側通信路設定部９０６と、第２の通信路を介し
て、このマイクロプロセッサが確かにこのマイクロプロ
セッサだけに固有の公開鍵と秘密鍵を有することを証明
する証明をプログラム配布装置に送信する証明部９０７
と、暗号化された実行プログラムを第２の通信路を介し
て受信するプログラム受信部９０８とを備える。

【００８８】第２の通信路は、第１の通信路と同じ回線
の異なるチャネル上に設定されてもよいし、第１の通信
路と異なる回線上に設定されてもよい。暗号化されたプ
ログラムは、マイクロプロセッサの認証が行われた上
で、マイクロプロセッサに直接接続された第２の通信路
を介してマイクロプロセッサに送信されるので、プログ
ラム配布の安全性が確保されるとともに、ユーザによる
不正を防止することができる。

【００８９】図１０は、図９のプログラム配布システム
９０におけるプログラム配布のシーケンス図である。

【００９０】プログラム配布装置（サーバ）９３は、全
世界一意となるような公開鍵と秘密鍵のペアＫ'p、Ｋ's
と、配布プログラムの原型である暗号化されていないプ
ログラムファイルを有する。一方、クライアント装置９
１はマイクロプロセッサ９０１を有し、マイクロプロセ
ッサ９０１には、ネットワークを介してプログラムをダ
ウンロードするための専用プログラムが添付されてい
る。ダウンロードプログラムは、マイクロプロセッサ９
０１の購入時、あるいはマイクロプロセッサ９０１を内
蔵するシステムの購入時に添付されるか、あるいは郵送
などのユーザ個別に配布が可能な任意の手段でよい。

【００９１】ダウンロードプログラムには、マイクロプ
ロセッサ９０１ごとに異なる固有の公開鍵Ｋp、証明書
などの情報が埋め込まれている。具体的には、マイクロ
プロセッサ９０１の公開鍵Ｋpが実在するマイクロプロ
セッサに対応するものであることを示す証明書Certが、
ダウンロードプログラムに格納されている。証明書を持
つ目的は、ユーザが実際のマイクロプロセッサ９０１と
対応しない既知の公開鍵と秘密鍵の組み合わせを使って
暗号化されたプログラムを取得し、既知の秘密鍵で復号
化することで平文プログラム内容を取得することを防ぐ
ためである。証明書には、公開鍵Ｋpと、Ｋpを証明機関
の鍵Ｋcertで署名した値Ｓ_{Ｋｃｅｒｔ}［Ｋp］があらか
じめ計算され、含まれている。Ｋcertの値は認証機関に
よって秘密に管理され、ダウンロードプログラムには含
まれない。証明書に含まれる公開鍵Ｋpと署名Ｓ
_{Ｋｃｅｒｔ}［Ｋp］を、認証用の公開鍵Ｋvalで検証する
ことにより、Ｋpが認証機関により正しく割り当てられ
たものであることが証明され、既知の鍵の組み合わせを
使用できないようにしてある。

【００９２】このような証明書は、マイクロプロセッサ
にあらかじめ組み込まれていてもよい。しかし、証明書
に有効期限を設けた上でダウンロードプログラムに格納
し、マイクロプロセッサに添付して販売するほうが、安
全性がより高められる。この場合、定期的に更新された
証明書を格納したダウンロードプログラムが、マイクロ
プロセッサの購買者に配布されることになる。

【００９３】ダウンロード過程で使用される秘密鍵Ｋｓ
は、ダウンロードプログラムのデータ領域に暗号化され
て格納されている。暗号化された秘密鍵Ｋｓの復号に必
要な鍵は、定数としてダウンロードプログラムのコード
中に分散して埋め込まれている。ダウンロードプログラ
ムが証明の過程で使用する秘密鍵Ｋｓは、マイクロプロ
セッサ９０１が固有に有する秘密鍵Ｋｓと同じ値ではあ
るが、マイクロプロセッサ９０１から読み出して得られ
るのではない。マイクロプロセッサが固有に有する秘密
鍵Ｋｓがプログラムによって読み出されることは決して
ないのである。

【００９４】一般に、あるホストが特定の公開鍵を持つ
ことを証明するには、認証局ＣＡ（Certificate Author
ity）が使われることが多い。本システムにＣＡを使う
場合は、マイクロプロセッサ９０１の購入時に、マイク
ロプロセッサ９０１の公開鍵とユーザ（購入者）との組
み合わせをＣＡに登録するか、オンラインでマクロプロ
セッサ９０１の公開鍵と利用者の組み合わせを登録す
る。この場合は、図１０に示すプログラム配布装置（以
下、「サーバ」とする）９３により証明書の確認を省略
することができる。

【００９５】しかし、認証局ＣＡを利用するには、ユー
ザが購入したマイクロプロセッサ９０１を認証局に登録
しなければならないという不便がある。そこで、第３実
施形態では、サーバ９３とクライアント装置９１との間
だけで認証が行えるように、暗号化された証明書をダウ
ンロードプログラムに格納することとしている。なお、
第３実施形態では、サーバ９３は証明書を盗用するなど
の不正がいっさいない信用できるものであると仮定し、
サーバ９３が全世界一意の鍵のペアＫ'pとＫ'sを持つこ
とは、認証局などによってあらかじめ確認されているも
のとする。

【００９６】図１０のシーケンスにおいて、まずシーケ
ンス１００１において、クライアント装置９１とサーバ
９３との間に、それぞれの装置の第１通信路設定部によ
り、安全な第１の通信路を設定する。具体的には、クラ
イアント装置９１から、ネットワーク９５を介してサー
バ９３に通信開始要求を送り、通信路の秘密を守るため
の鍵共有を行う。これは周知の鍵共有プロトコル、ＤＨ
方式などでよい。以後のクライアント装置９１とサーバ
９３との間の通信は、こうしてネットワーク９５に設定
された、盗聴に対して安全な通信路を通じて行う。

【００９７】第１通信路が設定されたら、シーケンス１
００２で、クライアント装置９１はサーバ９３に対して
ダウンロードしたいファイル（プログラム）を要求し、
サーバ９３はクライアント装置９１とユーザレベルの認
証や課金処理などを行う。ダウンロードの過程で、処理
の秘密をユーザから守るため、以下に説明するクライア
ント装置９１でのダウンロードシーケンスの少なくとも
一部は、暗号化コードとして実行される。ここでは、暗
号化コードによって実行される部分を、マイクロプロセ
ッサ９０１の動作として表現する。

【００９８】シーケンス１００３では、第１通信路上
に、クライアント装置９１のマイクロプロセッサ９０１
とサーバ９３とを直接接続する、安全な第２の通信路を
設定する。

【００９９】本発明では、ユーザがダウンロード過程で
処理されるデータの一部を不正に取得することを防止す
るため、ダウンロードプログラムでは、コード自身はも
ちろんのこと、処理過程でメモリ上に置かれるデータに
ついても、ユーザが読み取り理解することが困難となる
ように記述されている。この目的をさらに強化するた
め、シーケンス１００３では、サーバ９３とマイクロプ
ロセッサ９０１との間でも秘密鍵による通信の暗号化を
行う。

【０１００】秘密鍵の共有を行わない場合、ユーザによ
る不正、たとえば、サーバ９３とマイクロプロセッサ９
０１との間の通信メッセージで、マイクロプロセッサ９
０１の持つ公開鍵Ｋpを偽の公開鍵にすりかえて暗号化
されたプログラムを取得し、偽の公開鍵に対応する既知
の秘密鍵で復号化することによって平文のプログラムが
ユーザの手にわたるおそれがあるからである。サーバ９
３とマイクロプロセッサ９０１との間の通信を秘密鍵で
暗号化することにより、上述のようなユーザの不正を防
ぐことができる。以後、「マイクロプロセッサ９０１と
サーバ９３との間の通信」という場合、マイクロプロセ
ッサ９０１上の耐タンパなプログラムとサーバ９３とが
共有する暗号鍵によって暗号化され、保護された通信を
意味する。

【０１０１】安全な第２通信路の設定後、マイクロプロ
セッサ９０１とサーバ９３は相互認証を行う。すなわ
ち、シーケンス１００４で、マイクロプロセッサ９０１
はサーバ９３に対するチャレンジのための乱数Ｒｃを生
成し、マイクロプロセッサ９０１に固有の公開鍵Ｋpと
ともに、第２通信路を介してサーバ９３に送信する。チ
ャレンジを受け取ったサーバ９３は、シーケンス１００
５で、サーバ９３の秘密鍵Ｋ'sで乱数Ｒｃを暗号化した
署名Ｓ_Ｋ’ｓ［Ｒｃ]を、サーバ９３からのチャレンジ
Ｒｓおよびサーバ側公開鍵Ｋ'pとともに、マイクロプロ
セッサ９０１に送信する。（図１０では、署名Ｓ_Ｋ’ｓ
［Ｒｃ]をＳ［Ｒｃ］(K's)と表記し、類似の表現も同様
の表記とする。） マイクロプロセッサ９０１は、サーバ９３から送られて
きた署名Ｓ_Ｋ’ｓ［Ｒｃ]が、サーバの公開鍵Ｋ'ｐでハ
ッシュ化されたＶ_Ｋ’ｐ［Ｒｃ]と一致するかどうかを
確認する。不一致の場合は、サーバ９３の認証に失敗し
て、以後の処理を中止する。認証に成功すれば、シーケ
ンス１００６でサーバ９３のチャレンジに対してＳ_Ｋｓ
［Ｒｓ]を計算し、証明書Certをサーバ９３に送る。サ
ーバ９３は、レスポンスＳ_Ｋｓ［Ｒｓ]をＶ_Ｋｐ［Ｒｓ]
と比較して、一致しなければ処理を中止する。一致した
場合は、マイクロプロセッサ９０１の公開鍵Ｋｐと認証
機関の公開鍵Ｋvalとから、Ｖ_Ｋｖａｌ［Ｋｐ]を計算
し、証明書Certから公開鍵に対する署名Ｓ
_{Ｋｃｅｒｔ}［Ｋｐ]と照合し、検証に失敗すれば処理を
中止する。

【０１０２】照合できた場合は、Ｅ_Ｋ’ｐ［Cert]を復
号化してCertを取り出し、検証する。ここでも検証に失
敗すれば処理を中止する。検証に成功して、証明書によ
りマイクロプロセッサ９０１が公開鍵Ｋｐを持つことを
確認すると、サーバ９３は実行プログラムをマイクロプ
ロセッサ９０１の公開鍵Ｋｐで暗号化した暗号化プログ
ラムＥ_Ｋｐ［Ｐｒｏｇ］を作成する。このとき、第１実
施形態で説明したように、プログラムのコード部分をマ
イクロプロセッサ９０１の公開鍵Ｋｐで暗号化する。こ
のとき、第１実施形態で説明したように、プログラムの
コード部分をマイクロプロセッサ９０１の公開鍵Ｋｐで
暗号化する。暗号化にあたっては、第１実施形態で説明
したように、プログラム本体の.textセクションは暗号
化するが、ジャンプテーブルの.IATセクションは平文の
ままとしておく。

【０１０３】シーケンス１００７で、サーバ９３は暗号
化プログラムＥ_Ｋｐ［Ｐｒｏｇ］と、サーバ９３自身の
秘密鍵Ｋ'sによる署名Ｓ_Ｋ’ｓ［Ｅ_Ｋｐ[Prog]]とを、
第２通信路を介してマイクロプロセッサ９０１に送る。
この暗号化プログラムと署名は、直接マイクロプロセッ
サ９０１とサーバ９１との間に確立された第２通信路を
介して送られるため、クライアント装置９１はこれを傍
受することはできない。

【０１０４】マイクロプロセッサ９０１はプログラムの
受信を完了すると、シーケンス１００８でクライアント
装置９１にダウンロード終了を通知する。シーケンス１
００９で、クライアント装置９１はサーバ９３に課金処
理を要求し、サーバ９３は領収書Rcptと、領収書のサー
バ９３の秘密鍵による署名Ｓ_Ｋ’ｓ［Rcpt]およびプロ
グラムの署名Ｓ_Ｋ’ｓ［Ｅ_Ｋｐ[Prog]]とをクライアン
ト装置９１に送信する。クライアント装置９１は受信し
た領収書と署名を保存するとともに、シーケンス１０１
０で、サーバ９３によるプログラムの署名Ｓ_Ｋ’ｓ［Ｅ
_Ｋｐ[Prog]]をマイクロプロセッサ９０１に送る。

【０１０５】マイクロプロセッサ９０１は、クライアン
ト装置９１から受け取ったプログラムの書名Ｓ
_Ｋ’ｓ［Ｅ_Ｋｐ[Prog]]をサーバ９３の公開鍵Ｋ'pで検
証し、正当であれば、シーケンス１０１１で暗合された
実行プログラムＥ_Ｋｐ[Prog]をクライアント装置９１に
渡す。クライアント装置９１はＥ_Ｋｐ[Prog]を受け取る
と、シーケンス１０１２でサーバ９３との間の回線の終
了処理を行う。

【０１０６】以後のマイクロプロセッサ９０１における
暗号化プログラムの実行は、第１実施形態と同様であ
る。

【０１０７】図１１は、図１０におけるクライアント装
置９１の処理フローをしめすフローチャートである。こ
の処理フローは図１０のシーケンスで説明したとおりで
あるが、確認のため簡単に説明する。

【０１０８】まず、ステップＳ１１０１でサーバ９３と
の間に第１の通信路を設定する。ステップＳ１１０３
で、サーバ９３に対してプログラムのダウンロードの要
求を行い、上述した認証処理を行う。ステップＳ１１０
５でマイクロプロセッサ９０１とサーバ９３との間の認
証を行い、プログラムをマイクロプロセッサ９０１に転
送する。ステップＳ１１０７で、マイクロプロセッサ９
０１から受信終了を受け取る。ステップＳ１１０９で、
サーバ９３との間の課金処理を行い、ステップＳ１１１
１で、サーバ９３から領収書と署名を受信する。ステッ
プＳ１１１３で、マイクロプロセッサ９０１に領収書と
署名を渡し、ステップＳ１１５で、マイクロプロセッサ
９０１から暗号化されたプログラムを受け取る。ステッ
プＳ１１１７で、サーバ９３との間の回線を終了する。

【０１０９】図１２は、図１０におけるサーバ９３の処
理フローを示すフローチャートである。まず、ステップ
Ｓ１２０１で、クライアント装置９１からの要求による
第１通信路を設定する。ステップＳ１２０３で、クライ
アント装置９１からのプログラムのダウンロード要求を
受信し、課金などの目的でクライアントとの認証を行
う。ステップＳ１２０５で、マイクロプロセッサ９０１
との間に第２の通信路を設定する。ステップＳ１２０７
で、マイクロプロセッサ９０１からのチャレンジＲｃと
公開鍵Ｋｐを受信する。ステップＳ１２０９で、サーバ
側のチャレンジＲｓとレスポンスＳ［Ｒｃ］を生成し、
サーバ９３の公開鍵Ｋ'pとともにＲｃ、Ｓ［Ｒｃ］をマ
イクロプロセッサ９０１に送信する。ステップＳ１２１
１で、マイクロプロセッサ９０１からのレスポンスＳ
［Ｒｃ］と、証明書Ｅ[Cert]を受信する。ステップＳ１
２１３で、マイクロプロセッサ９０１から受信したＳ
［Ｒｃ］とＥ[Cert]が正当かどうか検証する。検証に失
敗した場合は、処理を中止する。検証に成功した場合
は、ステップＳ１２１５でマイクロプロセッサ９０１に
対応した暗号化プログラムと署名を生成して、それらを
マイクロプロセッサ９０１に送信する。ステップＳ１２
１７で、マイクロプロセッサ９０１との間のプログラム
転送を終了する。ステップＳ１２１９で、クライアント
装置９１との間で課金処理を行い、領収書、署名を送信
する。ステップＳ１２２１で、クライアント装置９１と
の間の回線を終了する。

【０１１０】図１３は、図１０におけるマイクロプロセ
ッサ９０１の処理フローを示すフローチャートである。
まず、ステップＳ１３０１で、サーバ９３との間に第２
の通信路を設定する。ステップＳ１３０３で、チャレン
ジＲｃを生成し、マイクロプロセッサ９０１に固有の公
開鍵Ｋｐとともに、サーバ９３に送信する。送信が成功
したなら、ステップＳ１３０５で、サーバ９３からレス
ポンスＳ［Ｒｃ］と、チャレンジＲｓおよび公開鍵Ｋ'p
を受信する。ステップＳ１３０７で、レスポンスが正当
かどうかを判断する。正当でないとされた場合は、処理
を中止する。正当な場合は、ステップＳ１３０９で、サ
ーバ９３に対するレスポンスと、サーバに対応した証明
書を生成し、送信する。ステップＳ１３１１で、サーバ
９３から暗号化されたプログラムを受信する。受信が終
了すると、ステップＳ１３１３で、クライアント装置９
１にダウンロードの終了を通知する。ステップＳ１３１
５で、クライアント装置９１から署名を受信し、ステッ
プＳ１３１７で、署名を検証する。検証が失敗すれば処
理は中止する。検証に成功すれば、ステップＳ１３１９
で、暗号化されたプログラムをクライアント装置９１に
転送する。

【０１１１】図１０のシーケンスにおいて、課金処理が
完了した後のダウンロードプログラムの異常終了によっ
て、暗号化されたプログラムＥ[Prog]が入手できなかっ
た場合は、クライアントは保存した領収書をもとに、再
度サーバ９３からプログラムをダウンロードする権利を
保持する。この場合、当然課金は行われず、このマイク
ロプロセッサ９０１をターゲットとした暗号化プログラ
ム以外のプログラムを得ることもない。

【０１１２】また、図１０のプログラム配布シーケンス
において、サーバ９３が、プログラムの暗号化に、マイ
クロプロセッサ９０１の公開鍵を使用せず、共通鍵を使
用してもよい。この場合は、サーバ９３が共通鍵Ｋｘと
暗号化アルゴリズムを選択し、共通鍵Ｋｘでプログラム
を暗号化した上で、この共通鍵をプロセッサに固有の公
開鍵で暗号化し、サーバ９３とマイクロプロセッサ９０
１との間の暗号化を行ってから、プログラムをマイクロ
プロセッサ９０１に送信する。このとき、第２通信路設
定後に、マイクロプロセッサ９０１に備えられている暗
号復号化能力をサーバ側からマイクロプロセッサ９０１
に問い合わせるシーケンスを追加して、マイクロプロセ
ッサ９０１に処理可能な暗号化アルゴリズムの中からサ
ーバ９３が暗号化アルゴリズムを選択してもよい。

【０１１３】実行コードの復号化にプログラムごとに使
い捨ての共通鍵を使うので、鍵の長さを短くし、クライ
アント装置９１のメモリあるいはマイクロプロセッサ９
０１のキャッシュの中に構築されるページテーブルのサ
イズを小さくできる。

【０１１４】上述したようなダウンロードの手順は、デ
ータベースや顧客情報などの秘密情報の取り扱いにも適
用できる。また、プログラムをターゲットのマイクロプ
ロセッサだけで実行できるように暗号化することを除け
ば、実行プログラム以外の任意の音楽、映像データにも
拡張して適用可能である。

【０１１５】

【発明の効果】本発明のマイクロプロセッサによれば、
マイクロプロセッサが組み込まれたＰＣの所有者に解析
されることなく、暗号化されたプログラムを安全に実行
することができる。また、既存のプログラムにソース変
更や再コンパイルすることなく、完全にプロセッサ内部
で復号化を行うことができる。

【０１１６】本発明の別の形態のマイクロプロセッサに
よれば、プログラムの暗号化に共通鍵を用い、共通鍵自
体をマイクロプロセッサの公開鍵で暗号化した。これに
より暗号化プログラムのセキュリティが補償されるとと
もに、マイクロプロセッサのハードウエアサイズを大幅
に縮小することができる。

【０１１７】本発明のプログラム配布システムでは、ネ
ットワークを介して、プログラム配布装置からクライア
ント装置へ、安全かつ確実に暗号化プログラムを配布す
ることができる。また、マイクロプロセッサで実行され
る耐タンパなダウンロードプログラムの存在を前提とす
ることにより、第三者を介さず、直接プログラム配布装
置とマイクロプロセッサとの間で、プログラムのダウン
ロードを安全かつ効率良く行うことができる。

【０１１８】また、コンピュータ読み取り可能な記録媒
体に、プログラム本体部分を暗号化して記録し、外部の
プログラムへの直接の参照を行うＩＡＴ領域は暗号化せ
ずに平文の状態で格納することにより、プログラム実行
時のリロケーションが正しく行われることを可能にす
る。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の第１実施形態に係るマイクロプロセッ
サの概略ブロック図である。

【図２】本発明の第１実施形態に係るマイクロプロセッ
サで実行される暗号化プログラムのファイル形式の一例
を示す図である。

【図３】本発明の第１実施形態に係るマイクロプロセッ
サの物理アドレスと、仮想記憶を管理するページテーブ
ルと、論理アドレスとの対応関係を示す図である。

【図４】図３に示すページテーブルの中の、ページエン
トリの一例を示す図である。

【図５】本発明の第２実施形態に係るマイクロプロセッ
サの概略ブロック図である。

【図６】本発明の第２実施形態に係るマイクロプロセッ
サで実行される暗号化プログラムのファイル形式の一例
を示す図である。

【図７】本発明の第２実施形態に係るマイクロプロセッ
サの物理アドレスと、仮想記憶を管理するページテーブ
ルと、キーテーブルとの対応関係を示す図である。

【図８】図７に示すページテーブルとキーテーブルとの
関係を詳細に示す図である。

【図９】本発明の第３実施形態に係る、プログラム配布
システムの図である。

【図１０】本発明の第３実施形態に係るプログラム配布
のシーケンス図である。

【図１１】図９に示すクライアント装置のプログラム受
け取り手順を示すフローチャートである。

【図１２】図９に示すプログラム配布装置のプログラム
配布手順を示すフローチャートである。

【図１３】図９に示すクライアント装置内部のマイクロ
プロセッサの動作を示すフローチャートである。

【符号の説明】

１ ０、２０、９０１ マイクロプロセッサ ３７、７７ ページテーブル ７９ キーテーブル ９１ クライアント装置 ９３ プログラム配布装置 ９５ ネットワーク １０３、２０３ メインメモリ １０５、２０５ 二次キャッシュ １１２、２１２ 秘密鍵 １１４、２１４ 公開鍵 １１６、２１６ 復号化処理部 １１８、２１８ 一次命令キャッシュ（第２の記憶手
段） １２０、２２０ 命令ＴＬＢ（第１の記憶手段） １２２、２２２ バスインターフェイスユニット １２４、２２４ レジスタ １２６、２２６ レジスタ値暗号化／復号化処理部 ２３６ 復号化鍵ＴＬＢ ９０５、９３２ 第１通信設定部 ９０６、９３４ 第２通信設定部 ９１０、９３３ ユーザ認証部 ９０８、９１４ プログラム受信部 ９３５ プログラム認証部 ９３６ プログラム暗号化処理部

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 寺本 圭一 神奈川県川崎市幸区小向東芝町１ 株式会 社東芝研究開発センター内 Ｆターム(参考） 5J104 AA12 JA21 KA06 MA01 NA02 NA03 NA12 NA22 NA24 NA27 PA07 9A001 BB03 BB04 EE03 LL03

Claims (20)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 外部へ読み出すことのできない固有の秘
   密鍵を内部に保持し、この秘密鍵に対応する公開鍵によ
   ってあらかじめ暗号化された内容を復号化する１チップ
   または１パッケージのマイクロプロセッサであって、 仮想アドレスを物理アドレスに変換するアドレス変換手
   段と、 前記アドレス変換手段による仮想アドレスから物理アド
   レスへの変換規則と、各々が前記仮想アドレスで指定さ
   れた範囲の暗号化属性情報を有する１以上のエントリと
   を含むテーブルを格納する第１の記憶手段と、 マイクロプロセッサ外部のメモリから、変換された物理
   アドレスに対応する内容を読み出すメモリ読み出し手段
   と、 前記テーブルのエントリに含まれる前記暗号化属性情報
   が、当該仮想アドレスで指定された範囲が暗号化されて
   いることを示す場合に、前記外部のメモリに記録された
   前記内容を、前記メモリ読み出し手段を介して読み出
   し、読み出した内容を前記秘密鍵によって復号化する復
   号化手段と、 前記復号化された内容を一時的に記憶する第２の記憶手
   段と、 前記第２の記憶手段に記憶された内容を逐次解釈する命
   令デコード手段とを具備したことを特徴とするマイクロ
   プロセッサ。
2. 【請求項２】 前記第２の記憶手段に格納された内容
   は、前記命令デコード手段以外からは読み出し禁止とす
   ることを特徴とする請求項１に記載のマイクロプロセッ
   サ。
3. 【請求項３】 前記仮想アドレスで指定されている前記
   外部のメモリの対応する物理アドレスに対して読み出し
   があった場合に、この読み出しに対して例外処理を発生
   させるか、前記対応する物理アドレスに記録されている
   値とは異なる値を回答するかの、いずれかの処理を行う
   ことを特徴とする請求項１に記載のマイクロプロセッ
   サ。
4. 【請求項４】 前記各エントリは、前記仮想アドレスで
   指定された範囲のデバッグ属性情報を含み、当該デバッ
   グ属性情報が、指定された範囲でデバッグ作業が行われ
   ていることを示しているときに、前記外部のメモリの対
   応する物理アドレスに対して読み出しまたは書き込みが
   あった場合に、前記読み出しまたは書き込みに対して、
   例外処理を発生させることを特徴とする請求項１に記載
   のマイクロプロセッサ。
5. 【請求項５】 前記暗号化属性情報が、前記仮想アドレ
   スで指定された範囲が暗号化されていないことを示した
   場合に、前記第２の記憶手段に格納した復号化された内
   容を破棄するすることを特徴とする請求項１に記載のマ
   イクロプロセッサ。
6. 【請求項６】 前記復号化手段によって復号化された前
   記プログラムの実行状態の値を記憶するレジスタと、 前記暗号化プログラムの実行中に割り込みが発生した場
   合に、前記レジスタに記憶されている値を、ランダムな
   値を持つ任意の暗号化鍵で暗号化するレジスタ暗号化／
   復号化処理部とをさらに具備することを特徴とする請求
   項１〜５のいずれかに記載のマイクロプロセッサ。
7. 【請求項７】 前記レジスタ値復号化／暗号化処理部
   は、前記レジスタ値の暗号化に用いた任意の暗号化鍵
   を、前記固有の秘密鍵でさらに暗号化し、暗号化された
   任意の暗号化鍵を前記マイクロプロセッサ外部のメモリ
   に格納させることを特徴とする請求項６に記載のマイク
   ロプロセッサ。
8. 【請求項８】 前記レジスタ値暗号化／復号化処理部
   は、前記割り込みにより中断された暗号化プログラムの
   実行が再開される場合に、前記暗号化された実行状態の
   値を復号化することを特徴とする請求項６に記載のマイ
   クロプロセッサ。
9. 【請求項９】 前記レジスタ値暗号化／復号化処理部
   は、前記割り込みが実行中の暗号化プログラム自体によ
   って発生されたシステムコールである場合には、前記レ
   ジスタに記憶されている実行状態の値の暗号化は行わな
   いことを特徴とする請求項６に記載のマイクロプロセッ
   サ。
10. 【請求項１０】 外部へ読み出すことのできない固有の
    秘密鍵と、この秘密鍵に対応する公開鍵とを内部に保持
    し、任意の共通鍵によって暗号化された内容を復号化す
    る１チップまたは１パッケージのマイクロプロセッサで
    あって、 仮想アドレスを物理アドレスに変換するアドレス変換手
    段と、 前記アドレス変換手段による仮想アドレスから物理アド
    レスへの変換規則と、前記公開鍵によってあらかじめ外
    部で暗号化された前記共通鍵についての情報とを含むテ
    ーブルを格納する第１の記憶手段と、 マイクロプロセッサ外部のメモリから、指定された物理
    アドレスに対応する内容を読み出すメモリ読み出し手段
    と、 前記暗号化された共通鍵を、前記秘密鍵で復号する第１
    の復号化処理手段と、 前記暗号化された内容を、前記復号化された共通鍵で復
    号化する第２の復号化処理手段と、 前記復号化された内容を一時的に記憶する第２の記憶手
    段と、 前記第２の記憶手段に記憶された内容を逐次解釈する命
    令デコード手段とを具備することを特徴とするマイクロ
    プロセッサ。
11. 【請求項１１】 外部へ読み出すことのできない固有の
    秘密鍵とこの秘密鍵に対応する固有の公開鍵とをあらか
    じめ有するマイクロプロセッサが内蔵されたクライアン
    ト装置に、ネットワークを介して実行プログラムを配布
    するプログラム配布装置であって、 前記クライアント装置との間に第１の通信路を設定する
    第１通信路設定部と、 前記第１の通信路を介して前記クライアント装置を使用
    するユーザの認証を行うユーザ認証部と、 前記第１の通信路上に、クライアント装置が内蔵するマ
    イクロプロセッサに直接連絡する第２の通信路をさらに
    設定する第２通信路設定部と、 前記クライアント装置に配布すべき実行プログラムを暗
    号化して暗号化プログラムを作成する暗号化処理部と、 前記暗号化したプログラムを前記第２の通信路を介して
    クライアント装置のマイクロプロセッサに送信する配布
    送信部とを備えたプログラム配布装置。
12. 【請求項１２】 前記第２の通信路を介して、クライア
    ント装置のマイクロプロセッサが正当であることを認証
    するプロセッサ認証部をさらに有し、前記プロセッサ認
    証部は、前記第２の通信路を介して、クライアント装置
    のマイクロプロセッサが、該マイクロプロセッサに固有
    の公開鍵と秘密鍵とを確かに保持することを認証するこ
    とを特徴とする請求項１１に記載のプログラム配布装
    置。
13. 【請求項１３】 前記暗号化処理部は、前記第２の通信
    路を介して前記クライアント装置のマイクロプロセッサ
    から固有の公開鍵を受け取り、該公開鍵を用いて前記実
    行プログラムを暗号化することを特徴とする請求項１１
    または１２に記載のプログラム配布装置。
14. 【請求項１４】 前記暗号化処理部は、任意の暗号化鍵
    で前記実行プログラムを暗号化し、前記第２の通信路を
    介してクライアント装置のマイクロプロセッサから固有
    の公開鍵を受け取り、前記任意の暗号化鍵を前記公開鍵
    で暗号化し、 前記配布送信部は、前記暗号化した実行プログラムと、
    暗号化された暗号化鍵とを、前記第２の通信路を介して
    クライアント装置のマイクロプロセッサに送信すること
    を特徴とする請求項１１または１２に記載のプログラム
    配布装置。
15. 【請求項１５】 ネットワークを介してプログラム配布
    装置からプログラムの配布を受けるクライアント装置で
    あって、 あらかじめ固有の秘密鍵と公開鍵とを有するマイクロプ
    ロセッサと、 前記プログラム配布装置との間に第１の通信路を設定す
    る第１クライアント側通信路設定部と、 前記第１の通信路を介して、前記クライアント装置を使
    用するユーザのユーザＩＤを前記プログラム配布装置に
    送信するユーザ認証部と、 前記第１の通信路上に、前記マイクロプロセッサから直
    接プログラム配布装置に連絡する第２の通信路をさらに
    設定する第２クライアント側通信路設定部と、 前記第２の通信路を介してプログラム配布装置に、前記
    マイクロプロセッサが該マイクロプロセッサに固有の秘
    密鍵と公開鍵とを確かに保持することを証明する証明を
    送信する証明部と、 前記第２の通信路を介して前記プログラム配布装置か
    ら、暗号化された実行プログラムを受信する受信部とを
    有することを特徴とするクライアント装置。
16. 【請求項１６】 ネットワークと、 前記ネットワークに接続され、実行プログラムを前記ネ
    ットワークを介して配布するプログラム配布装置と、 前記ネットワークに接続され、ネットワークを介して前
    記プログラム配布装置から実行プログラムの配布を受け
    るクライアント装置とを含み、 前記クライアント装置は、 あらかじめ固有の秘密鍵と公開鍵とを有するマイクロプ
    ロセッサと、 前記プログラム配布装置との間に第１の通信路を設定す
    る第１クライアント側通信路設定部と、 前記第１の通信路上に、前記マイクロプロセッサから直
    接プログラム配布装置に連絡する第２の通信路をさらに
    設定する第２クライアント側通信路設定部と、前記第２
    の通信路を介してプログラム配布装置に、公開鍵および
    該公開鍵が確か前記マイクロプロセッサに固有のもので
    あることを証明する証明を送信する証明部と、前記第２
    の通信路を介して前記プログラム配布装置から、実行プ
    ログラムを受信する受信部とを備え、 前記プログラム配置装置は、 前記クライアント装置との間に第１の通信路を設定する
    第１通信路設定部と、 前記第１の通信路を介して前記クライアント装置を使用
    するユーザの認証を行うユーザ認証部と、 前記第１の通信路上に、クライアント装置が内蔵するマ
    イクロプロセッサに直接連絡する第２の通信路をさらに
    設定する第２通信路設定部と、 前記クライアント装置に配布すべき実行プログラムを暗
    号化して暗号化プログラムを作成する暗号化処理部と、 前記暗号化したプログラムを前記第２の通信路を介して
    クライアント装置のマイクロプロセッサに直接送信する
    配布送信部とを備えることを特徴とするプログラム配布
    システム。
17. 【請求項１７】 固有の秘密鍵と、この秘密鍵に対応す
    る固有の公開鍵とをあらかじめ有するマイクロプロセッ
    サを内蔵するコンピュータから、プログラム配布装置
    に、ネットワークを介して第１の通信路を設定するステ
    ップと、 前記第１の通信路上に、前記マイクロプロセ
    ッサからプログラム配布装置に直接連絡する第２の通信
    路をさらに設定するステップと、 前記第２の通信路を介して、前記マイクロプロセッサか
    ら前記プログラム配布装置に、前記固有の公開鍵を送信
    するステップと、 前記ネットワークを介して送信された公開鍵を、プログ
    ラム配布装置で受信し、プログラム配布装置で配布すべ
    きプログラムを暗号化するステップと、 前記暗号化したプログラムを、前記第２の通信路を介し
    て、前記コンピュータのマイクロプロセッサに直接送信
    するステップと、 を含むプログラム配布方法。
18. 【請求項１８】 あらかじめ固有の秘密鍵と、この秘密
    鍵に対応する固有の公開鍵とを有するマイクロプロセッ
    サで実行される暗号化プログラムのロード方法であっ
    て、 前記暗号化プログラムに対して１以上のページからなる
    仮想記憶領域を割り当てるステップと、 前記１以上のページに前記暗号化プログラムを暗号化さ
    れたままの状態で書き込むステップと、 前記書き込んだページに対応するページテーブルエント
    リの暗号化フラグをセットするステップとを含む暗号化
    プログラムのロード方法。
19. 【請求項１９】 前記１以上のページのいずれかのペー
    ジに書き込まれた暗号化プログラムが前記マイクロプロ
    セッサに読み込まれ、前記秘密鍵で復号化されて実行さ
    れた場合に、前記読み込まれたページに対応するページ
    テープルエントリの暗号化フラグをリセットするステッ
    プと、 前記暗号化フラグのリセットに応じて、前記読み込まれ
    たページの内容をクリアして、このページを開放するス
    テップとをさらに含むことを特徴とする請求項１８に記
    載のプログラムロード方法。
20. 【請求項２０】 コンピュータシステムのメモリに読み
    込まれて、前記コンピュータシステムが内蔵するマイク
    ロプロセッサによって実行されるファイルを記録したコ
    ンピュータ読み取り可能な記録媒体であって、 あらかじめ所定の暗号化鍵で暗号化された実行ファイル
    を記録し、外部のプログラムへの直接の参照を含まない
    １以上の第１プログラム領域と、 外部のプログラムへの直接の参照を含む１以上の第２プ
    ログラム領域とを有しうそ、前記第２プログラム領域
    は、外部のプログラムモジュールへのジャンプ命令を並
    べたテーブルを平文の状態で記録し、これにより参照先
    のアドレスに応じてジャンプ先の書き換えを可能にする
    ことを特徴とする実行ファイルを記録したコンピュータ
    読み取り可能な記録媒体。