JP2001318787A - マイクロプロセッサ、これを用いたマルチタスク実行方法、およびマルチレッド実行方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 （修正有） 【課題】 マルチタスク環境下で、暗号化されたプログ
ラムと、そのプログラムが扱うデータの双方を不正な解
析から確実に保護することのできるマイクロプロセッ
サ。 【解決手段】 あるプログラムの実行を中断する場合
に、コンテキスト情報暗号化／複号化ユニット２５４
は、中断されるプログラムのそれまでの実行状態を示す
情報と、このプログラムのコード暗号化鍵とを、マイク
ロプロセッサ１０１に固有のの公開鍵で暗号化し、コン
テキスト情報としてメインメモリ２８１に書き込む。プ
ログラムを再開する場合は、コード暗号化鍵・署名検証
ユニット２５７は、暗号化されたコンテキスト情報を、
マイクロプロセッサの秘密鍵で複号化し、複号化された
コンテキスト情報のコード暗号化鍵が、中断されたプロ
グラム本来のコード暗号化鍵と一致するかどうかを検証
し、一致した場合にのみ、プログラムの実行を再開す
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、マルチタスクのプ
ログラム実行環境下で、実行コードや処理対象であるデ
ータの不正な改変を防止することのできるマイクロプロ
セッサ、これを用いたマルチタスク実行方法、およびマ
ルチレッド実行方法に関する。

【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、従来の用途である計算やグラフィックに留まらず
動画像、音声の再生や編集加工が可能となっている。こ
れによりマイクロプロセッサを応用したエンドユーザ向
けシステム（以下ＰＣと呼ぶ）でユーザはさまざまな動
画像や音声を楽しめるようになった。ＰＣを動画像、音
声の再生装置として使うことは、ＰＣが持っている計算
能力と組み合わせてゲームなどの応用ができることは当
然として、固定的なハードウェアを必要としないため、
すでにＰＣを持っているユーザにとっては安価に動画
像、音声の再生が楽しめるという利点もある。

【０００３】しかしながらＰＣで画像／音声を扱う場合
に問題となるのがその画像／音声の著作権の保護であ
る。ＭＤやデジタルビデオデッキでは、不正なコピーを
防ぐための機構がそれら装置に組み込まれることによっ
て無制限なコピーが防止されていた。そこでは、装置を
改造して不正コピーを行うことは極めて稀であり、また
仮に改造された装置があったとしてもそれが広く流通す
ることは充分防止できるという仮定がなされていた。実
際、世界的に見て不正コピーを目的とする装置の製造、
販売は法律によって禁止される方向にあり、不正コピー
による被害は著作権者の収益を大きく脅かすほどの問題
とはなっていない。

【０００４】ところが、ＰＣ上で画像、音楽の再生を行
うときにデータを扱うのではソフトウェアである。ＰＣ
ではエンドユーザがソフトウェアの改変を自由に行うこ
とができてしまう。ソフトウェアの場合、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、それらソ
フトウェアを改造して不正コピーをすることが可能であ
ることは充分想像できる。さらに問題なのはそうして作
られて不正コピーのソフトウェアはハードウェアと比べ
て、ネットワークなどの媒体を通じて広まりやすいこと
がある。

【０００５】この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ソフトウェ
アは、ソフトウェア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使われている。こ
の技術は耐タンパソフトウェア技術と呼ばれている（Da
vid Aucsmith et.al;“Tamper Resistant Software：An
Implementation”，Proceeding of the 1996 Intel So
ftware Developer's Conference）。

【０００６】また、動画像、音声に限らずＰＣを通じて
ユーザに提供される著作物あるいはノウハウとして価値
のある情報を不正にコピーされたり、ＰＣソフトウェア
自体に含まれるノウハウなどを解析から守るのにも耐タ
ンパソフトウェア技術は有効である。

【０００７】しかし、耐タンパソフトウェア技術は、プ
ログラムのうち保護を要する部分を実行開始時には暗号
化しておき、その部分を実行する前に復号化し、実行終
了後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という技
術である。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、プログラムの開始時から順を追
って解析していけば必ず解析することが可能になる。

【０００８】これは、著作権者がＰＣを利用した動画
像、音声を再生するシステムに著作物を提供する際の妨
げとなっている。

【０００９】また、その他の耐タンパソフトの応用につ
いても同様の弱点があり、ＰＣを通じた高度な情報サー
ビスや企業、個人のノウハウを含んだプログラムのＰＣ
への適用の妨げにもなっている。

【００１０】上記のことはソフトウェアの保護一般にあ
てはまる問題であるが、これに加えて、オープンプラッ
トフォームであるＰＣには、システムのソフトウェア的
土台となるはずのオペレーションシステム（以下、適宜
「ＯＳ」と略する）自体が改変されて攻撃の手段とされ
るという問題もある。技術を持ち、悪意のあるユーザ
は、自分が所有するＰＣのＯＳに改造を加え、ＯＳの持
つ特権を利用して、ＯＳにアプリケーションプログラム
に埋め込まれている著作権保護機構を無効化させたり、
その機構を解析させたりできるからである。

【００１１】現代のＯＳは、ＣＰＵに備えられた実行制
御機能やメモリへの特権操作機能を利用して、コンピュ
ータの制御下にある資源の管理や利用の調停を行なって
いる。管理の対象として、従来からの対象であるデバイ
スや、ＣＰＵ、メモリ資源に加え、ネットワークやアプ
リケーションレベルのＱｏＳ（Quality of Service）な
どが加わってきている。とはいえ、資源管理の基本はあ
くまでも、プログラムの実行に必要な資源の割り当てで
ある。すなわち、そのプログラムの実行に対するＣＰＵ
時間の割り当てと、実行に必要なメモリ空間の割り当て
が、資源管理の基本となる。それ以外のデバイス、ネッ
トワーク、アプリケーションＱｏＳの制御は、これらの
資源に対してアクセスするプログラムの実行を制御する
ことによって（ＣＰＵ時間とメモリを割り当てることに
よって）行われる。

【００１２】ＯＳは、ＣＰＵ時間の割り当てと、メモリ
の割り当てを行うための特権を有する。すなわち、ＣＰ
Ｕ時間の割り当てをするために、アプリケーションプロ
グラムを任意の時点で停止、再開する特権と、任意の時
点でアプリケーションに割り当てたメモリ空間の内容
を、異なる階層のメモリに移動する特権である。後者の
特権は、異なるアクセス速度と容量を持つ（通常は）階
層化されたメモリシステムをアプリケーションから隠ぺ
いして、フラットなメモリ空間をアプリケーションに提
供するためにも使用される。

【００１３】この２つの特権を持つことにより、任意の
時点でＯＳはアプリケーションの実行状態を停止してス
ナップショットをとり、それをコピーまたは書き換えて
再開することが可能である。この機能はアプリケーショ
ンのもつ秘密を解析する道具にも使うことができる。

【００１４】コンピュータ上のアプリケーションに対す
る解析を防ぐために、プログラムやデータの暗号化を行
う技術はすでにいくつか知られている（Hampsonによる
米国特許第4,47,902号、Hartmanによる米国特許第5,22
4,166号、Davisによる米国特許第5,806,706号、Takahas
iによる米国特許第5,825,878号、Leonard et.alによる
米国特許第6,003,117号、特開平１１−２８２７５６号
公報等）。しかし、これらの技術では、上述したような
オペレーションシステムの特権動作からプログラムの動
作とデータの秘密を守ることは考慮されていない。

【００１５】Intel社のｘ８６アーキテクチャに基づく
従来技術（Hartmanの米国特許第5,224,166号、“System
for seamless processing of encrypted and non-encr
ypteddata and instructions”、以下、「従来技術１」
とする）は、実行コードとデータを、予め定められた暗
号化鍵Ｋｘで暗号化してメモリに格納する技術を開示し
ている。Ｋｘは、プロセッサに埋め込まれた秘密鍵Ｋｓ
に対応する公開鍵Ｋｐで暗号化されてＥ_Kr［Ｋ_x］の形
で与えられる。したがって、Ｋｓを知っているプロセッ
サのみがメモリ上の暗号化された実行コードを復号化で
きる。暗号化鍵Ｋｘは、セグメントレジスタと呼ばれる
プロセッサ内部のレジスタに格納される。

【００１６】この機構により、確かにプログラムコード
を暗号化することでユーザからコードの秘密をある程度
保護することは可能である。また、コードの暗号化鍵Ｋ
ｘを知らない者がコードを意図した通りに改変すること
や、暗号化鍵Ｋｘで復号化されて実行可能なコードを新
たに作成することは暗号学的に困難となる。

【００１７】

【発明が解決しようとする課題】しかし、この技術を適
用したシステムでは、実行コードの暗号化を解かなくて
も、コンテキスト切替と呼ばれるＯＳが持つ特権を利用
することで、プログラムの解析が可能になるという欠点
がある。

【００１８】具体的には、割り込みによってプログラム
の実行が中断された時や、プログラムがシステムコール
呼び出しのために自発的にソフトウェア割り込み命令を
呼び出した時、ＯＳは他のプログラム実行のために、コ
ンテキストの切替処理を行う。コンテキストの切替と
は、その時点でのレジスタ値の集合からなるプログラム
の実行状態（以下コンテキスト情報と呼ぶ）をメモリに
保存し、あらかじめメモリに保存されていた別のプログ
ラムのコンテキスト情報をレジスタに復帰させる操作で
ある。ｘ８６プロセッサにおける従来のコンテキスト保
存の形式を、図１８に示す。ここにはアプリケーション
が使うレジスタの内容が全て含まれている。中断された
プログラムのコンテキスト情報は、プログラムが再開さ
れる時に元のレジスタに復帰される。コンテキスト切替
は複数のプログラムを並行動作させる上で不可欠の機能
である。従来の技術では、ＯＳはコンテキスト切替の時
にレジスタ値を読むことができるので、そのプログラム
の実行状態がどのように変化したかに基づいて、全てと
は限らないが、プログラムの行なっている動作のほとん
どの部分を推定することができる。

【００１９】さらにタイマなどの設定によって例外を発
生させるタイミングを制御すれば、プログラムの任意の
実行時点でこの処理を行うことができる。また、実行を
中断、解析するばかりでなく、レジスタの情報を悪意で
書き換えることも可能である。レジスタの書き換えは、
プログラムの動作を変更できるばかりでなく、プログラ
ムの解析も容易にする。ＯＳはアプリケーションの任意
の状態を保存することができるため、ある時点で保存し
た状態から、繰り返し何度もレジスタ値を書き換えてプ
ログラムを動作させてプログラムの動作を解析すること
が可能なのである。上記の機能に加えてプロセッサには
ステップ実行などのデバッグ支援機構があり、ＯＳはこ
れらの機能を全て利用してアプリケーションの解析を行
うことができてしまうという失点がある。

【００２０】また、前記従来技術１ではデータに関して
は、暗号化されたコードセグメントを通じたプログラム
実行によってのみ、プログラムは暗号化データにアクセ
スできるとされている。このとき、それぞれ異なる暗号
化鍵で暗号化されたプログラムがあっても、暗号化され
たデータは、プログラムがどのような暗号化鍵で暗号化
されているかにかかわらず、任意の鍵を用いて、暗号化
されたプログラムから自由に読むことができるという問
題がある。ここに示した従来技術では、ＯＳとアプリケ
ーションが独立に秘密を持ち、アプリケーションの秘密
をＯＳから守ることや、複数のプログラム供給者がそれ
ぞれに秘密を持つことは考えられていないのである。

【００２１】もちろん、仮想記憶機構に設けられた保護
機能によって、アプリケーションの間でメモリ空間を隔
離したり、アプリケーションによるシステムメモリへの
アクセスを禁止することは既存のプロセッサでも可能で
ある。しかし、仮想記憶機構がＯＳの管理下にある以
上、アプリケーションの秘密を守ることをＯＳの管理下
ある機能に依存することはできない。ＯＳは保護機構を
無視してデータをアクセスすることができるからであ
り、前述のように仮想記憶機能の提供においてその特権
は不可欠である。

【００２２】別の従来技術として、特開平１１−２８２
７５６（以下従来技術２と呼ぶ）では、アプリケーショ
ンの持つ秘密情報を保存するためにＣＰＵ内に設けられ
た秘密メモリの技術が開示されている。この例では秘密
メモリの中のデータへアクセスするために予め定められ
た参照値を必要とするとしている。しかしながら、同一
のＣＰＵで動作する複数のプログラム、特にＯＳから、
秘密データのアクセス権を得るための参照値をどのよう
に保護するかはこの公知技術においては開示されていな
い。

【００２３】さらに、米国特許第5,123,045号（Ostorov
sky et.al、以下従来技術３と呼ぶ）では、アプリケー
ション対応に固有の秘密鍵を持つサブプロセッサを前提
とし、それらサブプロセッサがメインメモリ上に置かれ
たプログラムをアクセスする時にそのアクセスパターン
からプログラムの動作を推定されることのないシステム
が開示されている。メモリに対して操作を行う命令体系
を、それとは異なる命令体系に変換し、ランダムなメモ
リアクセスが行われるのがその機構である。

【００２４】しかしながら、この技術はアプリケーショ
ン毎に異なるサブプロセッサが必要となり、コスト高に
なるばかりでなく、このような命令体系を処理するコン
パイラやプロセッサハードウェアの実装、高速化技術
は、現在のプロセッサのそれとはかなり異なり、非常に
困難なものとなることが予想される。なによりも、この
ようなプロセッサでは、実際に動作するコードの動作や
データを観察、追跡してもデータの内容や動作の対応関
係の把握が著しく困難となるため、プログラムコードや
データが単純に暗号化されている前の公知技術１，２と
比較して、プログラムのデバッグが非常に困難となる点
で、実用には多くの課題がある。

【００２５】そこで、これらの問題点を解決するため
に、本発明の第1の目的は、マルチタスク環境下におい
て、割り込みにより実行が中断された場合でも、内部の
実行アルゴリズムとメモリ領域内部のデータ状態の双方
を、不正な解析から確実に保護することのできるマイク
ロプロセッサの提供にある。この目的は、従来技術では
プログラムコードの値を保護することはできたが、例外
発生やデバッグ機能によるプログラム実行の中断を利用
した解析を防ぐことはできなかったという問題に鑑みて
ている。そこで、プログラム実行中断時にも、確実にコ
ードを保護することができ、かつ、その保護が、現代の
ＯＳが必要とする実行制御機能およびメモリ管理機能の
双方と両立するマイクロプロセッサの提供を目的とす
る。

【００２６】本発明の第２の目的は、異なる暗号化鍵で
暗号化された複数のプログラムが実行される場合にも、
それぞれのプログラムが互いに独立して、正しく読み書
きできるデータ領域を確保したマイクロプロセッサの提
供にある。特に、Hartmanによる米国特許第5,224,166号
（従来技術１）では、暗号化されていないコードによる
暗号化されたデータ領域へのアクセスが禁止されるだけ
の単純な保護しか行なわれておらず、複数のプログラム
がそれぞれ独立に秘密を保護することができなかった。
この問題点に鑑みて、複数のアプリケーションがそれぞ
れ秘密を持つ（暗号化されている）場合、各々の秘密を
ＯＳから守るデータ領域を有するマイクロプロセッサの
提供を第２の目的とする。

【００２７】本発明の第３の目的は、第２の目的で確保
したデータ領域の保護属性（すなわち暗号化属性）を、
ＯＳによる不正な書き換えから保護することのできるマ
イクロプロセッサの提供にある。従来技術１では、プロ
グラムがメモリ上にデータを書きだす直前に、ＯＳがコ
ンテキスト切替を利用してプログラムの実行を中断し、
セグメントレジスタに設定された暗号化属性を書き換え
ることができるという欠点があった。暗号化属性を書き
換えることによって平文でデータが書き込まれる状態に
なると、データは暗号化されずにメモリに書き込まれて
しまう。アプリケーションがあるタイミングでセグメン
トレジスタ値をチェックしたとしても、その後にレジス
タ値が書き換えられてしまえば同じことである。そこ
で、このような改変を禁止または検出して対抗措置をと
ることのできる機構を備えたマイクロプロセッサの提供
を第３の目的とする。

【００２８】本発明の第４の目的は、プログラムがデー
タ暗号化鍵として任意の値を使用することができ、暗号
解析理論上のいわゆる「選択平文攻撃」から暗号化属性
を守ることのできるマイクロプロセッサの提供にある。

【００２９】本発明の第５の目的は、プログラムデバッ
グ、フィードバックのための機構を備えたマイクロプロ
セッサを提供することにある。すなわち、マイクロプロ
セッサ自体に平文でプログラムのデバッグを行わせ、ま
た、実行に失敗した場合にプログラムコードの提供者
（プログラムベンダ）に不具合情報をフィードバックさ
せることを意図する。

【００３０】本発明の第６の目的は、上記第１〜第５の
目的を、安価かつ高性能に実現することのできるマイク
ロプロセッサの提供にある。

【００３１】

【課題を解決するための手段】本発明の第１の特徴とし
て、上記第１の目的を達成するために、１チップまたは
１パッケージとして構成されるマイクロプロセッサは、
読み出し手段としてのバスインターフェイスユニットを
介して、プログラムごとに異なるコード暗号化鍵で暗号
化された複数のプログラムを、マイクロプロセッサ外部
の記憶手段（たとえばメインメモリ）から読み出す。マ
イクロプロセッサの復号化手段は、読み出した複数のプ
ログラムを、それぞれ対応する復号化鍵で復号化し、命
令実行部が、復号化された複数のプログラムを実行す
る。複数のプログラムのうち、あるプログラムの実行を
中断する場合に、実行状態書き込み手段としてのコンテ
キスト情報暗号化／複号化ユニットは、中断されるプロ
グラムのそれまでの実行状態を示す情報と、このプログ
ラムのコード暗号化鍵とを、マイクロプロセッサに固有
の暗号化鍵で暗号化し、暗号化した情報をコンテキスト
情報としてマイクロプロセッサ外部の記憶手段に書き込
む。中断されたプログラムを再開する場合に、再開手段
としての検証ユニットは、暗号化されたコンテキスト情
報を、マイクロプロセッサに固有の暗号化鍵に対応する
固有の復号化鍵で復号化し、復号化されたコンテキスト
情報に含まれるコード暗号化鍵（すなわち再開予定のプ
ログラムのコード暗号化鍵）が、中断されたプログラム
本来のコード暗号化鍵と一致した場合にのみ、プログラ
ムの実行を再開する。

【００３２】また、第２および第３の目的を達成するた
めに、マイクロプロセッサは、外部へ読み出すことので
きないプロセッサ内部の記憶領域（たとえばレジスタ）
と、プログラムの処理対象であるデータのための暗号化
属性を、内部の記憶手段に書き込む暗号化属性書き込み
手段（たとえば命令ＴＬＢ）とを、さらに有する。暗号
化属性とは、たとえば、プログラムのコード暗号化鍵
と、暗号化の対象となるアドレス範囲である。このよう
な暗号化属性の少なくとも一部は、コンテキスト情報に
含まれる。

【００３３】コンテキスト情報暗号／複号化ユニットは
また、マイクロプロセッサに固有の秘密情報に基づく署
名をコンテキスト情報に付与する。この場合、検証ユニ
ットは、復号化されたコンテキスト情報に含まれる署名
が、マイクロプロセッサに固有の秘密情報に基づく本来
の署名と一致するかどうか判断し、一致する場合にのみ
中断されていたプログラムを再開する。

【００３４】このように、暗号化プログラムによるそれ
までの実行状態は、コンテキスト情報として外部メモリ
に保存されるとともに、実行処理対象であるデータの保
護属性は、プロセッサ内部のレジスタに格納されている
ので、データに対する不正な改変が防止される。

【００３５】本発明の第２の特徴として、上記第４の目
的を達成するために、１チップまたは１パッケージとし
て構成される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する。読み出し
手段としてのバスインターフェイスユニットは、あらか
じめ秘密鍵に対応したマイクロプロセッサに固有の公開
鍵によって暗号化されたコード暗号化鍵を、マイクロプ
ロセッサ外部の記憶手段から読み出す。第１の復号化手
段としての鍵復号化ユニットは、読み出したコード暗号
化鍵を、マイクロプロセッサの秘密鍵を用いて復号化す
る。バスインターフェイスユニットはまた、それぞれが
異なるコード暗号化鍵で暗号化された複数のプログラム
を、外部の記憶手段から読み出す。第２の復号化手段と
してのコード復号化ユニットは、読み出された複数のプ
ログラムを復号化する。命令実行部は、復号化された複
数のプログラムを実行する。複数のプログラムのうち、
あるプログラムの実行が中断される場合に、乱数発生機
構は、一時的な鍵として乱数を発生する。コンテキスト
情報暗号／複号化ユニットは、中断されるプログラムの
実行状態を示す情報を生成された乱数で暗号化した第１
の値と、この乱数を中断するプログラムのコード暗号化
鍵で暗号化した第２の値と、乱数をマイクロプロセッサ
の秘密鍵で暗号化した第３の値とを、コンテキスト情報
として外部の記憶手段に書き込む。

【００３６】プログラムの実行を再開するときは、コン
テキスト情報暗号／複号化ユニットは、外部の記憶手段
から前記コンテキスト情報を読み出し、秘密鍵を用い
て、コンテキスト情報に含まれる第３の値の乱数を復号
化し、復号化された乱数を用いて、コンテキスト情報に
含まれる実行状態情報を復号化する。同時に、再開され
る予定のプログラムのコード暗号化鍵を用いて、コンテ
キスト情報に含まれる第２の値の乱数を復号化する。第
２の値をコード暗号化鍵で復号化した乱数と、第３の値
を秘密鍵で復号化した一時鍵とを比較し、一致する場合
にのみ、プログラムの実行を再開する。

【００３７】このように、それまで実行されていた状態
を示すコンテキスト情報は、保存の都度生成される乱数
で暗号化され、マイクロプロセッサに固有の秘密鍵によ
る署名が添付されるので、安全なかたちで外部メモリに
保存される。

【００３８】本発明の第３の特徴として、前記第１〜第
３および第６の目的を達成するために、１チップまたは
１パッケージとして構成されるマイクロプロセッサは、
プログラムごとに異なる前記暗号化鍵によって暗号化さ
れた複数のプログラムを、マイクロプロセッサ外部の記
憶手段から読み出して実行する。こ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内部記憶手段（た
とえばレジスタ）を有し、レジスタに、各プログラムか
ら参照される（すなわち処理対象となる）データのため
の暗号化属性と暗号化属性特定情報とを格納する。コン
テキスト情報暗号／複号化ユニットは、レジスタに格納
された暗号化属性特定情報と関連し、マイクロプロセッ
サに固有の署名を含む関連情報を、外部の記憶手段に書
き込む。保護テーブル管理部は、プログラムが参照する
データのアドレスに基づいて、外部の記憶手段から関連
情報を読み込む。検証ユニットは、読み込まれた関連情
報に含まれる署名を、秘密鍵によって検証し、それがマ
イクロプロセッサ固有の署名と一致した場合にのみ、暗
号化属性特定情報と読み込まれた関連情報に基づいて、
プログラムによるデータの参照を許可する。

【００３９】この構成では、内部レジスタに格納される
べき情報に署名をつけて、外部メモリに書き込んでお
き、必要な部分だけをマイクロプロセッサに読み込む。
読み込み時に、署名を検証するので、すり替えなどに対
する安全性が確保される。扱うプログラムの数が増え、
暗号化属性の種類が増大した場合にも、マイクロプロセ
ッサ内部の記憶領域を拡張する必要がなく、コストを低
減できる。

【００４０】本発明の、その他の特徴、効果は、図面を
参照して以下で述べる詳細な説明により、明らかになる
ものである。

【００４１】

【発明の実施の形態】（第１実施形態）図１〜１４を参
照して、本発明の第１実施形態にかかるマイクロプロセ
ッサについて説明する。本実施形態では、広く普及して
いるIntel社のPentium Proマイクロプロセッサ（インテ
ル・アーキテクチャ・ソフトウェア・ディベロッパーズ
・マニュアル参照）に変更を加えたアーキテクチャを例
にとって本発明の構成を説明するが、これは本発明の適
用範囲を前記プロセッサに制限するものではない。な
お、Intel Pentium Proプロセッサに特徴的な部分や、
他のアーキテクチャへの適用については、可能な限り本
文中で補足する。

【００４２】また、Pentium Proアーキテクチャではア
ドレス空間に物理アドレス、リニアアドレス、論理アド
レスの３種類の区分があるが、本実施例ではPentiumの
用語におけるリニアアドレスを、論理アドレスという呼
び方で使用するものとする。

【００４３】以下の説明では、特に断らない限り、保護
とはアプリケーションの秘密の保護（すなわち暗号化に
よる保護）を意味する。したがって、通常使われる保護
の概念、すなわちあるアプリケーションの動作によって
他のアプリケーションの動作が妨害されないこととは区
別される。ただし、本発明においては、アプリケーショ
ンの秘密の保護と並列して、通常の意味での動作保護機
構がオペレーションシステム（ＯＳ）によって当然に提
供されているものとする（ただし、後者に関しては本発
明と直接の関係がないので、説明は省略する。）。

【００４４】また、以下の実施形態では、秘密保護をＯ
Ｓの管理下のアプリケーションの秘密を守るものとして
説明しているが、この機構はＯＳそのものを改竄や解析
から守る機構としても利用可能である。

【００４５】図１は本発明の第１実施形態にかかるマイ
クロプロセッサの基本構成図であり、図２は、図１に示
したマイクロプロセッサの詳細構成図である。

【００４６】マイクロプロセッサ１０１は、プロセッサ
コア１１１、命令ＴＬＢ（変換索引バッファ）１２１、
例外処理部１３１、データＴＬＢ１４１、２次キャッシ
ュ１５２を含む。プロセッサコア１１１は、バスインタ
フェースユニット１１２、コード・データ暗号化／復号
化処理部１１３、１次キャッシュ１１４、および命令実
行部１１５を有する。命令実行部１１５は、命令フェッ
チ／デコードユニット２１４と、命令プール２１５と、
命令実行切替ユニット２１６と、命令実行完了ユニット
２１７を有する。

【００４７】例外処理部１３１は、レジスタファイル２
５３、コンテキスト情報暗号／福号化ユニット２５４、
例外処理ユニット２５５、秘密保護違反検出ユニット２
５６、コード暗号化鍵・署名検証ユニット２５７を含
む。命令ＴＬＢ１２１は、ページテーブルバッファ２３
０と、コード復号化鍵バッファ２３１と、鍵復号化ユニ
ット２３２を有する。データＴＬＢ１４１は、保護テー
ブル管理部２３３を有する。

【００４８】マイクロプロセッサ１０１は、このマイク
ロプロセッサに固有の公開鍵Ｋｐと秘密鍵Ｋｓを保存す
る鍵記憶領域２４１を有する。今、あるプログラムベン
ダから所望の実行プログラムＡを購入し、実行する場合
を考える。プログラムベンダは、実行プログラムＡを供
給する前に、コード暗号化の共通鍵Ｋcodeでプログラム
Ａを暗号化し（Ｅ_Kcode[Ａ]）、暗号化に用いた共通鍵
Ｋcodeをマイクロプロセッサ１０１の公開鍵Ｋｐで暗号
化して（Ｅ_Kp[Ｋcode]）マイクロプロセッサ１０１に送
ってくる。マイクロプロセッサは、この実行プログラム
Ａだけではなく、複数の異なる暗号化プログラムを擬似
並列的に（すなわち割り込み中断可能に）処理するマル
チタスクプロセッサである。また、暗号化プログラムだ
けではなく、平文プログラムの実行も当然行う。

【００４９】マイクロプロセッサ１０１は、バスインタ
ーフェイスユニット（読み出し手段）１１２を介して、
プログラムごとに異なるコード暗号化鍵で暗号化された
複数のプログラムを、マイクロプロセッサ外部のメイン
メモリから読み出す。コード復号化ユニット２１２は、
読み出した複数のプログラムを、それぞれ対応する復号
化鍵で復号化し、命令実行部１１５が、復号化された複
数のプログラムを実行する。あるプログラムの実行を中
断する場合に、例外処理部１３１のコンテキスト情報暗
号化／複号化ユニット２５４は、中断されるプログラム
のそれまでの実行状態を示す情報と、このプログラムの
コード暗号化鍵とを、マイクロプロセッサの公開鍵で暗
号化し、暗号化した情報をコンテキスト情報としてメイ
ンメモリ２８１に書き込む。中断されたプログラムを再
開する場合は、コード暗号化鍵・署名検証ユニット２５
７は、暗号化されたコンテキスト情報を、マイクロプロ
セッサの秘密鍵で復号化し、復号化されたコンテキスト
情報に含まれるコード暗号化鍵（すなわち再開予定のプ
ログラムのコード暗号化鍵）が、中断されたプログラム
本来のコード暗号化鍵と一致するかどうかを検証し、一
致した場合にのみ、プログラムの実行を再開する。

【００５０】ここで、マイクロプロセッサ１０１の詳細
な構成、機能を説明する前に、まずマイクロプロセッサ
１０１による平文の命令の実行と、暗号化プログラムの
実行における処理の流れをおおまかに説明する。

【００５１】マイクロプロセッサ１０１が平文命令を実
行する時は、命令フェッチ／デコードユニット２１４
が、プログラムカウンタ（不図示）の示すアドレスの内
容をＬ１命令キャッシュ２１３から読み出そうとする。
指定のアドレスの内容がキャッシュされていればＬ１命
令キャッシュ２１３から命令を読み出し、命令プール２
１５に送って命令が実行される。命令プールは複数の命
令を並列実行可能であり、実行を行うためのデータの読
み出しを、命令実行切替ユニット２１６に要求してデー
タを受け取る。命令が並行して実行され、その実行結果
が確定すれば、実行結果は命令実行完了ユニット２１７
に送られる。命令実行完了ユニット２１７は、操作対象
がマイクロプロセッサ１０１内部のレジスタであれば、
実行結果をレジスタファイル２５３に書き込み、操作対
象がメモリであれば、Ｌ１データキャッシュ２１８に書
き込む。

【００５２】Ｌ１データキャッシュ２１８の内容は、バ
スインタフェースの制御下にあるＬ２キャッシュ１５２
でさらにもう一度キャッシュされて、メインメモリ２８
１に書き込まれる。ここでは仮想記憶機構が使われてお
り、論理的なメモリアドレスと物理的なメモリアドレス
との対応関係を定義するのが図３に示すページテーブル
である。ページテーブルは、物理メモリ上におかれるデ
ータ構造である。データＴＬＢ１４１は、実際に論理ア
ドレスから物理アドレスへの変換を行うと同時に、デー
タキャッシュを管理する。データＴＬＢ１４１は、マイ
クロプロセッサ１０１内部のあるレジスタが示すテーブ
ルの先頭アドレスに基づいて、テーブルの必要な部分を
読み込み、論理アドレスから物理アドレスへの変換作業
を行う。このとき、メモリ上のページテーブルの全てが
データＴＬＢ１４１に読み込まれるのではなく、アクセ
スされる論理アドレスに応じて必要な部分だけがページ
テーブルバッファ２３４に読み込まれる。

【００５３】キャッシュ動作の基本は、プログラムの命
令が暗号化されているかどうかにかかわらず、一定であ
る。すなわち、命令ＴＬＢ１２１にページテーブルの一
部が読み込まれ、その定義に従ってアドレス変換が行わ
れる。バスインタフェースユニット１１２は、メインメ
モリ２８１またはＬ２キャッシュ１４１から命令を読み
込み、Ｌ１命令キャッシュ２１３に命令が格納される。
Ｌ１命令キャッシュ２１３への命令の読み出しは、複数
のワードで構成されるラインと呼ばれる単位で行われ、
ワード単位の読み出しよりも高速なアクセスが行われ
る。

【００５４】実行命令の演算処理対象であるデータにつ
いても、物理メモリ上にある同じページテーブルを利用
してアドレス変換が行われるが、変換の実行は上述した
ようにデータＴＬＢ１４１で行われる。

【００５５】ここまでは一般のキャッシュメモリの動作
と基本的に同一であり、プロセッサの動作とキャッシュ
メモリについての詳細は、Curt Schimmel著の「ＵＮＩ
Ｘカーネル内部解析」（ソフトバンク社、１９９６年）
に記載されている。

【００５６】次に、暗号化されたプログラムを実行する
場合の動作を説明する。本発明では秘密の保護を受ける
実行コードは全て暗号化されていることを前提とし、暗
号化されている実行コードのことを保護されたコードと
も言う。さらに、同一の暗号化鍵による保護の範囲を保
護ドメインと呼ぶ。すなわち、同じ鍵で保護されるコー
ドの集合は同じ保護ドメインに所属し、異なる暗号化鍵
で保護されるコードは保護ドメインが異なると言う。

【００５７】まず、メインメモリ２８１上には、共通鍵
方式のブロック暗号アルゴリズムによって暗号化された
プログラムの実行コードが格納されている。プログラム
ベンダから送られてきた暗号化プログラムのロード方法
などについては、同一出願人による特許出願第２０００
−３５８９８号に記載されるとおりである。暗号ブロッ
クサイズは、ブロックサイズの２のべき乗倍が、キャッ
シュメモリの読み書きの単位であるラインサイズと一致
すれば、どのような値をとってもよい。ただし、ブロッ
クサイズが小さい場合、ブロック長と命令長が一致し
て、サブルーチンの先頭部分などの予測可能な命令部分
と暗号化データの対応関係を記録することによって、簡
単に命令が解読されてしまう危険がある。そこで、本発
明ではブロックをインタリーブして、ブロック中のデー
タの間に依存性を持たせ、暗号化されたブロックに複数
の命令語やオペランドの情報を含ませる。こうすること
により、命令と暗号化ブロックの対応づけを困難にす
る。

【００５８】図５は、本発明で行うインタリーブの例を
示す。図５に示す例では、キャッシュのラインサイズを
３２バイト、ブロックサイズを６４ビット（すなわち８
バイト）としている。インタリーブ前は１ワードは４バ
イトで構成され、ワードＡはＡ０〜Ａ３の４バイトから
なる。１ラインはＡ〜Ｈの８ワードで構成されている。
これをブロックサイズ６４ビットに対応する８バイト単
位になるようにインタリーブすると、図５の下の図のよ
うに、Ａ０，Ｂ０，…，Ｈ０がワード０および１に該当
する最初のブロックに配置され、Ａ１，Ｂ１，…，Ｈ１
が次のブロックに配置される。

【００５９】インタリーブを施す領域の長さは、長けれ
ば長いほど攻撃は困難となるが、ラインサイズを越えて
インタリーブをかけることは、あるキャッシュラインの
復号化／暗号化が別のラインの読み出し／書き込みに依
存することになり、処理の複雑化と速度低下を招くこと
になる。インタリーブを施す範囲はキャッシュラインサ
イズの範囲内にとどめることが望ましい。

【００６０】ここではキャッシュラインに含まれる複数
のブロックのデータに依存性を持たせるためにブロック
のデータをインタリーブする方法をとっているが、デー
タブロック間に依存性を持たせるための他の方法、例え
ばブロック暗号のＣＢＣ（Cipher Block Chaining）モ
ードなどを使ってもよい。

【００６１】暗号化された実行コードの復号化鍵Ｋcode
（共通鍵アルゴリズムでは暗号化鍵と復号化鍵は同一な
ので、以下では復号に用いる場合も暗号化鍵という言葉
を使う）は、ページテーブルに基づいて決定される。図
３および４は、論理アドレスから物理アドレスへの変換
テーブル構造を示す。

【００６２】プログラムカウンタの論理アドレス３０１
がある値を示し、その上位ビットのディレクトリ３０２
とテーブル３０３によって、ページエントリ３０７−ｊ
が指定される。ページエントリ３０７−ｊは、キーエン
トリＩＤ３０７−ｊ−Ｋを含み、このＩＤに基づいて、
キーテーブル３０９内で、このページの復号化に使用さ
れる鍵エントリ３０９−ｍが決定される。キーテーブル
３０９の物理アドレスは、マイクロプロセッサ内部のキ
ーテーブル制御レジスタ３０８によって指定される。

【００６３】この構成では、ぺージエントリに直接鍵情
報をおかずに、鍵エントリのＩＤを置くことにより、サ
イズの大きい鍵情報を複数のページで共有して、サイズ
の限られる命令ＴＬＢ１２１上のメモリ領域を節約する
ことができる。

【００６４】本発明の特徴として、キーテーブルのエン
トリは固定長だが、それぞれのテーブルで使用される鍵
の長さは暗号解析能力の向上に対応できるように可変長
とし、キーテーブルのキーサイズ領域で指定される。マ
イクロプロセッサ１０１に固有の秘密鍵Ｋｓは固定され
ているが、プログラムの暗号化、復号化に用いられるＫ
codeの長さは鍵エントリの指定によって変えられるとい
うことである。可変長の鍵の位置を指定するため、鍵エ
ントリ３０９−ｍには鍵エントリをポイントするフィー
ルド３０９−ｍ−４があり、キーオブジェクト３１０の
アドレスを示している。

【００６５】キーオブジェクト領域３１０には、実行コ
ードの暗号化鍵Ｋcodeが、公開鍵アルゴリズムにより、
マイクロプロセッサ１０１の公開鍵Ｋｐで暗号化された
形Ｅ _Kp［Kcode］で格納されている。公開鍵アルゴリズ
ムでデータを安全に暗号化するためには、大きな冗長度
が必要なため、暗号化されたデータ長は元のデータ長よ
り長くなる。ここでは、Ｋｓ、Ｋｐの長さを１０２４ｂ
ビット、Ｋcodeの長さを６４ｂビットとし、パディング
により２５６ビットの長さとして、Ｅ［Kcode］を１０
２４ビットの長さに暗号化してキーオブジェクト領域３
１０に格納する。Ｋcodeが長く、１０２４ビットに格納
できない場合は、複数の１０２４ビットブロックに分割
して格納する。

【００６６】図６は、上記の流れをまとめたものであ
る。プログラムカウンタ５０１は、論理アドレス空間５
０２の上の暗号化されたコード領域５０３の上のアドレ
スAddrを指している。論理アドレスAddrは、命令ＴＬＢ
１２１に読み込まれたページテーブル３０７に基づい
て、物理アドレスAddr’に変換される。これと同時に、
暗号化されたコード復号化鍵Ｅ［Kcode］がキーテーブ
ル３０９から取り出され、復号化機能５０６においてＣ
ＰＵの持つ秘密鍵Ｋｓで復号化されて、カレントコード
復号化鍵記憶手段５０７に格納される。コード暗号のた
めの共通鍵Ｋcodeは、プログラムベンダにより、マイク
ロプロセッサ１０１の公開鍵Ｋｐで暗号化され、Ｋcode
で暗号化されたプログラムとともに供給されるので、マ
イクロプロセッサ１０１の秘密鍵Ｋｓを知らないユーザ
は、Ｋcodeを知ることはできない。

【００６７】プログラムベンダは、Ｋcodeでプログラム
の実行コードを暗号化し出荷した後は、Ｋcodeを安全に
保管し、第３者に秘密が洩れないように管理する。

【００６８】全体キーテーブル５１１と、全体ページテ
ーブル５１２は、物理メモリ５１０に置かれ、それぞれ
の物理アドレスがキーテーブルレジスタ５０８、ＣＲ３
レジスタ５０９によって指定されている。これらの全体
テーブルの内容は、バスインタフェースユニット１１２
を介して、必要な部分だけが命令ＴＬＢ１２１にキャッ
シュされる。

【００６９】さて、命令ＴＬＢ１１２によって変換され
た物理アドレスAddr’に対応する内容５０３がバスイン
タフェースユニット１１２によって読み出されると、こ
のページは暗号化されているので、コード復号化ユニッ
ト２１２で復号化される。読み出しは前記キャッシュラ
インサイズ単位で行われ、ブロック単位で復号化された
後、上述したインタリーブの逆処理が行なわれる。復号
された結果はＬ１命令キャッシュ２１３に格納され、命
令として実行される。

【００７０】その他、プログラムのロード手法、リロケ
ーションなどについては、同一出願人による特許出願第
２０００−３５８９８号に記載されている。

【００７１】このように暗号化されたコードを実行でき
ることにより、本発明のマイクロプロセッサでは、コー
ドを逆アセンブルしてプログラムの動作を解析すること
を、暗号化アルゴリズムとパラメータを適切に選びさえ
すれば暗号学的に不可能とすることができる。

【００７２】同様に、ユーザはコード暗号化鍵Ｋcodeの
真の値を知ることができないので、暗号化されたプログ
ラムの一部を改変してユーザがそのアプリケーションが
扱うコンテンツの不正コピーを取るなどのユーザの意図
に沿った改変も暗号学的に不可能にすることができる。

【００７３】次に、デバッグ機能の抑止について説明す
る。

【００７４】命令ＴＬＢ１２１は、現在実行中のコード
が保護されているかどうか（暗号化されているかどう
か）を判定することができる。保護されたコードの実行
中は、デバッグフラグやデバッグレジスタから暗号化プ
ログラムの解析に侵入されることを防止するため、デバ
ッグレジスタ機能と、ステップ実行機能という２つのデ
バッグ機能が禁止される。

【００７５】デバッグレジスタ機能とは、プロセッサに
備えられたデバッグレジスタに、メモリアクセス範囲
や、実行、データとしての読み出し、書き込みなどのア
クセス種別を設定しておくことにより、対応するメモリ
アクセスが発生したときに割り込みが発生する機能であ
る。本実施形態においては、保護されたコードを実行し
ている時は、デバッグレジスタに設定された内容は無視
され、デバッグのために割り込みは発生しない。ただ
し、ページテーブルにデバッグのビットが設定されてい
る場合を除く。ページテーブルのデバッグビットについ
ては後述する。

【００７６】非保護（平文）のコードを実行中は、プロ
セッサのＥＦＬＡＧＳレジスタのステップ実行ビットを
セットすると、１命令を実行する度に割り込みが発生す
るが、保護されたコードの実行中には、このビットも無
視され、割り込みは発生しない。

【００７７】本発明では、実行コードの暗号化による解
析の防止に加えて、これらの機能により、デバッグレジ
スタやデバッグフラグによるプログラムの動的解析を防
止することで、ユーザによるプログラムの解析を困難に
している。

【００７８】次に、本発明のマイクロプロセッサの特徴
である、マルチタスク環境下でのプログラム実行中断時
における、コンテキストの暗号化と署名および検証につ
いて説明する。

【００７９】マルチタスク環境でプログラムの実行は、
例外によりしばしば中断される。通常、実行が中断され
た時にはプロセッサが保持する状態は一旦メモリ上に保
存され、後でそのプログラムの実行が再開される時に元
の状態が復帰される。これにより、複数のプログラムに
よる処理を疑似的に並行して実行したり、割り込み処理
を受け付けることが可能になっている。この中断時の状
態情報は、コンテキスト情報と呼ばれる。コンテキスト
情報にはアプリケーションが使用するレジスタ情報が含
まれ、それに加えて、明示的には見えないがレジスタの
情報が含まれる場合がある。

【００８０】従来のプロセッサでは、あるプログラムの
実行中に割り込みが発生すると、アプリケーションのレ
ジスタ状態が保持されたままＯＳの実行コードに制御が
移されるので、ＯＳはそのプログラムのレジスタ状態を
調べてどのような命令を実行していたかを推定したり、
平文のまま保存されたコンテキスト情報を実行の中断中
に改変することで、そのプログラムの実行再開後のプロ
グラムの動作を変えることができた。

【００８１】そこで、本発明では、保護されたコードの
実行中に割り込みが発生した時に、その直前に実行して
いたコンテキストを暗号化して保存し、全てのアプリケ
ーションレジスタを暗号化または初期化するとともに、
コンテキスト情報にプロセッサによる署名を添付する。
中断からの復帰時に署名を検証し、その署名が正しい署
名かどうかをチェックする。署名の不整合を検出した場
合には復帰を中止して、ユーザによる不正なコンテキス
ト情報の改変を防止することができる。このとき、暗号
化の対象となるレジスタは、図７の７０１〜７２０まで
のユーザレジスタである。

【００８２】Pentium Proアーキテクチャでは、プロセ
スのコンテキスト情報のメモリ上への保存、復帰をハー
ドウェア的に支援する機構がある。この状態を保存する
ための領域はＴＳＳ（task state segment）と呼ばれ
る。以下この機構に本発明を適用した例を説明するが、
これは本発明の適用をPentium Proアーキテクチャに限
定するものではなく、本発明は広く一般のプロセッサア
ーキテクチャに適用が可能である。

【００８３】例外発生にともなうコンテキスト情報の保
存は次の場合に起きる。例外が発生すると、ＩＤＴ（In
terrupt Descriptive Table）と呼ばれる例外処理を
記述するテーブルの中から、割り込み原因に対応するエ
ントリが読み出され、そこに記述された処理が実行され
る。エントリがＴＳＳを示すものであるとき、指示され
たＴＳＳに保存されていたコンテキスト情報がプロセッ
サに復帰される。一方、それまで実行されていたプロセ
スのコンテキスト情報は、そのときのタスクレジスタ７
２５で指定されたＴＳＳ領域に保存される。

【００８４】この自動的なコンテキスト保存機構を使え
ば、プログラムカウンタやスタックポインタを含めて全
てのアプリケーション状態を保存し、復帰時に署名を検
証することで改竄の有無を検出することができる。しか
し、自動的なコンテキストの保存を行う場合、コンテキ
ストの切替のために大きなオーバヘッドが生じる他に、
ＴＳＳを使わない割り込み処理ができないなどの問題が
生じる。

【００８５】割り込み処理のオーバヘッドを小さくす
る、あるいは既存プログラムとの互換性を保つためには
自動的なコンテキスト保存の機構を使わないことが望ま
しいが、この場合には、プログラムカウンタはスタック
上に保存されてしまい、検証の対象とはできないため、
悪意のあるＯＳによる改竄の対象ともなりうる。両者は
目的に応じて使い分けられることが好ましい。そこで、
本発明のマイクロプロセッサでは、保護された（暗号化
された）実行コードに対しては、安全性を重視して、自
動的なコンテキスト保存を採用する。自動的に保存する
レジスタは必ずしも全てのレジスタでなくてもよい。

【００８６】本実施例におけるコンテキスト保存と再開
処理の特徴は次の３点である。

【００８７】（１）コンテキストを生成したマイクロプ
ロセッサ自体と、コンテキストを生成したプログラムの
暗号化鍵Ｋcodeを知る者だけが、保存されたコンテキス
トの内容を復号化できる。

【００８８】（２）あるコード暗号鍵Ｘで保護されたプ
ログラムが中断され、そのコンテキストが保存された場
合、その再開処理は非保護のプログラムや別のコード暗
号化鍵Ｙで暗号化されたプログラムの再開に適用するこ
とはできない。すなわち、中断から復帰させるべきプロ
グラムが、再開時に別のプログラムに入れ代えられるこ
とはない。

【００８９】（３）改変されたコンテキストの復帰を禁
止する。すなわち、仮に保存されていたコンテキストが
改変されていた場合、そのコンテキストは復帰されな
い。

【００９０】上記の特徴（１）により、コンテキスト情
報の安全性を維持すると同時に、プログラムベンダによ
るコンテキスト情報の解析は可能にしておくことができ
る。プログラムベンダがコンテキスト情報を解析する権
利を保持していることは、ユーザの使用条件で発生した
不具合の原因を解析し、プログラムの品質を維持するた
めにも重要だからである。

【００９１】特徴（２）は、たとえば攻撃者が、プログ
ラムＡの実行によって生成されたコンテキストを、別の
暗号プログラムＢに適用して、コンテキストに保存され
た既知の状態からプログラムを再開することによって、
プログラムＢに含まれるデータやコードの秘密を解析し
たり動作を改変することを防ぐためのものである。この
機能はまた、後述するデータ保護に際して、複数のアプ
リケーションが互いに独立して、それぞれ排他的に暗号
化データを保持するための前提となる。

【００９２】特徴（３）により、プログラムの再開時を
利用したコンテキスト情報の改変を厳密に排除すること
ができる。

【００９３】このような機能を持たせる理由は、単にプ
ロセッサの秘密情報に基づいてコンテキスト情報を暗号
化しただけでは、秘密情報を、攻撃者の意図に沿ったコ
ンテキスト情報の改変から守ることはできても、コンテ
キストが無秩序に改変され、ランダムに誤りが生じた状
態からプログラムが再開される可能性を排除することが
できないからである。

【００９４】以下、上記３つの特徴をそなえたコンテキ
スト保存と検証方法について詳細に説明する。

【００９５】＜コンテキスト保存処理＞図８は、第１実
施形態のコンテキスト保存形式を概念的に示した図であ
る。保護されたプログラムの実行中にハードウェア、ま
たはソフトウェアが原因の割り込みが発生したとする。
割り込みに対応するＩＤＴエントリがＴＳＳを示すもの
であれば、それまでのプログラムの実行処理が暗号化さ
れ、コンテキスト情報として（そのＴＳＳではなく）カ
レントのタスクレジスタ７２５が示すＴＳＳに保存され
る。そして、ＩＤＴエントリが示すＴＳＳに保存された
実行状態がプロセッサに復帰される。ＩＤＴのエントリ
がＴＳＳを示していない場合、カレントのレジスタの暗
号化または初期化のみが行なわれ、ＴＳＳの保存は行な
われない。当然そのプログラムの再開は不可能となる。
ただし、ＯＳの動作の継続のため、レジスタの暗号化ま
たは初期化の対象から、フラグレジスタの一部タスクレ
ジスタを含むシステムレジスタは除外する。

【００９６】図８に示すコンテキストは、実際には、そ
の内容がインタリーブされ、ブロック毎に暗号化されて
メモリ上に保存される。まず保存される情報の項目につ
いて説明する。先頭には各特権モードに対応したスタッ
クポインタとユーザレジスタ８０２〜８２５があり、そ
の次に、ＴＳＳのサイズと暗号化の有無を示す１ワード
８２６が置かれる。これはプロセッサが保存されたＴＳ
Ｓが暗号化されたものであるかどうかを示すもので、Ｔ
ＳＳが暗号化された場合でも、この領域は暗号化されず
に、平文のまま保存される。続いてデータの保護のため
に追加されたデータ暗号化制御レジスタ（ＣＹ０〜ＣＹ
３）の領域８２７〜８３０と、サイズをブロック長に合
わせるためのパディング８３１が置かれる。最後にコン
テキストを暗号化した鍵Ｋｒを実行コードの暗号化Ｋco
deで共通鍵アルゴリズムにより暗号化した値Ｅ_Kcode[Ｋ
ｒ]８３２、コンテキストを暗号化した鍵Ｋｒをプロセ
ッサの公開鍵Ｋｐで暗号化した値Ｅ_KP[Ｋｒ]８３３、そ
して、これら全体に対するプロセッサの秘密鍵Ｋｓによ
る署名Ｓ_KS[message]８３４が置かれる。また、タスク
間の呼出し関係を保持する前回のタスクとのリンク領域
８０１は、ＯＳによるタスクスケジューリングを可能に
するため平文のまま保存される。

【００９７】これら実行コードの暗号化や署名生成は、
図２に示す例外処理部１３１の中のコンテキスト情報暗
号化／復号化ユニット２５４によって行なわれ、実行コ
ードの処理対象であるデータの暗号化とは独立した機能
に基づく。コンテキスト情報がＴＳＳに保存される際に
は、別途のデータ暗号化機能によりＴＳＳのアドレスに
なんらかの暗号化が指定されていたとしても、その指定
は無視され、コンテキストの暗号化が行なわれたそのま
まの状態で保存される。データ暗号化機能の暗号化属性
は、それぞれの保護された（暗号化された）プログラム
に固有のものであるため、あるプログラムの再開をその
機能に依存することができないためである。

【００９８】コンテキストの暗号化にあたっては、まず
平文のまま記録されるＴＳＳサイズ領域８２６のワード
が、値０に置き換えられる。そして、図５と関連して説
明したのと同様のインタリーブが施されて、コンテキス
トが暗号化される。このとき、パディング８３１は暗号
化ブロックサイズに合わせてインタリーブが適切に行え
るサイズに設定する。

【００９９】ここで、レジスタ値をプロセッサの公開鍵
Ｋｐまたはコードの暗号化鍵Ｋcodeで直接暗号化しない
のは、プログラムベンダとプロセッサの両者による暗号
化されたコンテキストの解読を可能にし、同時にユーザ
によるコンテキストの復号化を禁止するためである。

【０１００】プログラムベンダはコードの暗号化鍵Ｋco
deを知っているので、Ｋcodeを使用してＥ_Kcode[Ｋｒ]
８３２を復号化して、コンテキストの暗号化鍵Ｋｒを取
り出すことができる。また、マイクロプロセッサ１０１
は、内部に持つ秘密鍵ＫｓでＥ_KP[Ｋｒ]８３３を復号化
して、Ｋｒを取り出すことができる。すなわち、プログ
ラムベンダは、ユーザのマイクロプロセッサの秘密鍵を
知ることなく、コンテキスト情報を復号化して不具合の
解析を行うことができ、マイクロプロセッサ１０１自体
は、内部に持つ秘密鍵でコンテキスト情報を復号化して
実行を再開することができる。いずれの鍵も持たないユ
ーザは、保存されたコンテキスト情報を復号化すること
はできない。また、コンテキスト情報と、上記Ｅ
_Kcode[Ｋｒ]、Ｅ_KP[Ｋｒ]に対する署名Ｓ_KS[message]
を、マイクロプロセッサ１０１の秘密鍵Ｋｓを知らない
ユーザが偽造することもできない。

【０１０１】プログラムベンダとマイクロプロセッサに
よる互いに独立したコンテキスト情報の復号化を可能と
するために、直接Ｋcodeでコンテキスト情報を暗号化す
る方法も考えられる。しかし、レジスタの状態が既知の
場合、コードの暗号化鍵Ｋcodeに対して既知平文攻撃が
行なわれるおそれがある。すなわち、データを暗号化す
るための鍵の値が固定されていると、次のような問題が
ある。ユーザのデータ入力を読み込んで、それを一時的
に作業用メモリに暗号化して書き込むというプログラム
を実行していたとする。暗号化されて書き込まれるデー
タは、メモリ上を観察していればわかるので、ユーザは
入力の値を変えて何度も入力を繰り返し、それに対応す
る暗号化されたデータを入手することができる。これ
は、暗号解析の理論における「選択平文攻撃」が可能で
あることを意味する。

【０１０２】共通鍵暗号アルゴリズムにとって既知平文
攻撃は致命的ではないとはいえ、これを回避するに越し
たことはない。そこで、例外処理部１３１の乱数発生ユ
ニット２５２により、コンテキストの保存の都度、乱数
Ｋｒを生成し、コンテキスト情報暗号／復号化ユニット
２５４に供給する。コンテキスト情報暗号／復号化ユニ
ット２５４は、乱数Ｋｒを用いて、共通鍵アルゴリズム
によりコンテキストを暗号化する。そして、乱数Ｋｒを
コード暗号化鍵Ｋcodeで同じく共通鍵アルゴリズムによ
り暗号化した値Ｅ［Ｋｒ］８３２として添付する。プロ
セッサの公開鍵ＫｐによるＫｒの暗号化Ｅ_Kp［Ｋｒ］８
３３は、公開鍵アルゴリズムによる。

【０１０３】ここで、乱数は、乱数発生機構２５２によ
って生成される。暗号化されているのがプログラムの場
合には、通常はプログラムコードには変化がなく、動作
の解析をしない限り、対応する平文のコードが不正に入
手されることはない。この場合、暗号を破るには「暗号
文単独攻撃」を行う必要があり、暗号化鍵の探索は非常
に困難である。ところが、ユーザによって入力されたデ
ータを暗号化してメモリに格納する場合には、ユーザが
入力データを自由に選択できる。このため、暗号化鍵に
対して「選択平文攻撃」という、「暗号文単独攻撃」と
比べてはるかに効率的な攻撃が可能となってしまう。選
択平文攻撃に対しては、保護されるべき平文に「salt
（塩）」と呼ばれる乱数を追加して探索空間を大きくす
るという対策が可能である。しかし、すべてのデータに
saltの乱数値を組み込んだ形でメモリに保存すること
を、アプリケーションプログラミングのレベルで実装す
るのは非常に繁雑であり、プログラミング効率と性能の
低下を招くことになる。

【０１０４】そこで、乱数発生機構２５３は、コンテキ
ストの保存の都度、それを暗号化するための乱数（暗号
化鍵）を発生する。暗号化鍵を任意に選択できることに
より、プロセス間、プロセス−デバイス間の安全な通信
を高速化できるという効果も生じる。メモリアクセス時
にハードウェアによってデータを暗号化する速度は、ソ
フトウェアによって暗号化する速度に比べて一般にはる
かに速いためである。これに反し、データ領域の暗号化
鍵の値が、予め決められた値、例えば実行コードの暗号
化鍵と同一のものに制限されていると、別の暗号化鍵で
暗号化された他のプログラムや、デバイスとの暗号化さ
れたデータの共有にプロセッサのデータ暗号化機能を使
うことができず、プロセッサに設けられたハードウェア
暗号化機能の高速性を生かすことができないからであ
る。

【０１０５】なお、署名８３４の生成および再開時に行
われる暗号化された乱数Ｅ[Ｋｒ]８３２の復号化は、マ
イクロプロセッサ１０１だけが行えるという条件を満た
していれば、どのようなアルゴリズムと秘密情報に基づ
いてもよい。上の例では、ともにマイクロプロセッサ１
０１に固有の秘密鍵Ｋｓ（これはコード暗号化鍵Ｋcode
の復号にも用いられる）を使っているが、それぞれ別の
値を使ってもかまわない。

【０１０６】また、保存されたコンテキストには暗号化
の有無を示すフラグがあり、暗号化されたコンテキスト
情報と暗号化されないコンテキスト情報が用途に応じて
共存できる。ＴＳＳのサイズと暗号化の有無を示すフラ
グは平文で格納されているので、過去のプログラムとの
互換性を維持するのが容易である。

【０１０７】＜中断されたプログラムの再開処理＞コン
テキストを復帰させてプロセスを再開させる時、ＯＳは
保存されたＴＳＳを示すＴＳＳデスクリプタへのジャン
プまたはcall命令を発行する。

【０１０８】図２のブロック図に戻ると、例外処理部１
３１のコード暗号化鍵・署名検証ユニット２５７は、最
初に署名Ｓ_Kｓ[message]８３４をプロセッサの秘密鍵Ｋ
ｐを使って検証し、検証結果を例外処理ユニット２５５
に送る。検証結果が失敗である場合は、例外処理ユニッ
ト２５５はコンテキストの再開を中止し、例外を発生さ
せる。この検証により、コンテキスト情報が確かに秘密
鍵を持つ正当なマイクロプロセッサ１０１により生成さ
れたものであって、改竄を受けていないことが確認でき
る。

【０１０９】署名の検証に成功すると、コンテキスト情
報暗号／復号化ユニット２５４は、コンテキスト暗号化
鍵Ｅ_Kp［Ｋｒ］８３３を秘密鍵Ｋｓで復号化して、乱数
Ｋｒを取り出す。取り出したＫｒによりコンテキストを
復号化する。一方、プログラムカウンタ（ＥＩＰ）８０
９に対応するコード復号化鍵Ｋcodeがページテーブルバ
ッファ２３０から取り出され、コート暗号化／復号化鍵
領域２５１に送られる。コンテキスト情報暗号／復号化
ユニット２５４は、コード復号化鍵ＫcodeでＥ _Kcode[Ｋ
ｒ]８３２を復号化し、その結果をコード暗号化鍵・署
名検証ユニット２５７に送る。コード暗号化鍵・署名検
証ユニット２５７は、Ｅ_Kcode[Ｋｒ]８３２の復号結果
が、マイクロプロセッサの秘密鍵Ｋｓによる復号化結果
と一致するかどうかを検証する。この検証により、この
コンテキスト情報が秘密鍵Ｋcodeで暗号化されたコード
の実行により生成されたものであることが確認できる。

【０１１０】もしコンテキスト情報に対して、このコー
ド暗号化鍵に関する検証を行わない場合には、ユーザが
適当な秘密鍵Ｋａで暗号化したコードをつくり、それを
実行して得たコンテキスト情報を、別の秘密鍵Ｋｂで暗
号化したコードに適用する攻撃が可能となってしまう。
上記の検証はこの攻撃を排除し、保護されたコードのコ
ンテキスト情報の安全性を保証している。

【０１１１】この目的は、コンテキスト情報に秘密のコ
ード暗号化鍵Ｋcodeを追加することによっても達成でき
るが、本発明では、コンテキスト情報を暗号化する秘密
の乱数Ｋｒを、プログラムベンダの選んだコード暗号鍵
Ｋcodeで暗号化した値Ｅ_{Kcod e}［Ｋｒ］を検証に使うこ
とで、コンテキスト情報の保存に必要なメモリの量を削
減し、コンテキスト切替の高速化とメモリの節約の効果
を達成している。これはまた、プログラム作成者へのコ
ンテキスト情報のフィードバックをも可能にする。

【０１１２】さて、コード暗号化鍵・署名検証ユニット
２５７により、コード暗号化鍵の検証と署名の検証に成
功すると、コンテキストがレジスタファイル２５３に復
帰され、プログラムカウンタの値も復帰されるので、制
御がコンテキストを生成した実行中断時のアドレスに戻
される。

【０１１３】いずれかの検証に失敗して、例外処理ユニ
ット２５５が例外を発生させた場合は、例外の発生アド
レスはジャンプまたはcall命令が発行されたアドレスを
示す。また、ＩＤＴテーブルの割り込み原因の領域にＴ
ＳＳの不正を示す値が格納され、割り込み原因となるア
ドレスを格納するレジスタにジャンプ先のＴＳＳのアド
レスが格納される。これにより、ＯＳはコンテキスト切
替失敗の原因を知ることができる。なお、再開処理を高
速化するため、コンテキスト情報暗号／復号化ユニット
２５４により復号された実行状態のレジスタファイル２
５３へ供給と、検証ユニット２５７による検証処理を並
行して行ない、検証に失敗した時は以降の処理をとりや
める構成としてもよい。

【０１１４】乱数を介したこの暗号化方式の安全性は、
使用する乱数系列の予測不可能性に依存するが、予測が
困難な乱数をハードウェアによって生成する方法は例え
ば、小野寺他による日本国特許番号第２９８０９７６号
に記載されている。

【０１１５】プログラムベンダによるコンテキスト情報
の解析は、ユーザの使用条件で発生したプログラムの不
具合の原因を解析し、プログラムの品質を向上させる上
で重要である。本実施例ではその点を鑑み、コンテキス
トの安全性とプログラムベンダによるコンテキスト情報
の解析可能性の両立させる方式を説明しているが、この
方式により、コンテキスト保存のオーバヘッドが増える
ことも事実である。

【０１１６】また、マイクロプロセッサの署名によるコ
ンテキスト情報の検証は、不正なコンテキスト情報で保
護されたコードを、任意に選んだ値と暗号化鍵の組み合
わせにより実行されることを防止しているが、この追加
もやはりオーバヘッドを増やしている。

【０１１７】プログラムベンダによるコード解析の必要
性や、不正なコンテキスト情報によるプログラム再開を
排除する機構が必要ない場合は、コードの暗号化鍵を特
定する情報を含むコンテキスト情報をプロセッサの持つ
秘密鍵で直接暗号化してもよい。これだけでコンテキス
トの意図的な改竄は暗号学的に不可能、かつ暗号化鍵の
異なるプログラムに、コンテキスト情報が適用されるこ
とを防ぐことができる。

【０１１８】ここで、コンテキスト保存の形式について
説明を追加しておく。動作との関係については後述す
る。

【０１１９】図８において、８２５−１に示すＲビット
はコンテキストが再開可能かどうかを示すビットであ
る。このビットが１にセットされている場合、上記復帰
手順でコンテキストに保存された状態を復帰して実行を
再開できるが、値が０の場合には、再開することはでき
ない。これは、暗号化プログラムの実行中に不正が検出
されたコンテキストの再開を防ぐことで、再開可能なコ
ンテキストを正しい状態のものに限定できるという効果
を有する。

【０１２０】８２５−２に示すＵビットはＴＳＳがユー
ザＴＳＳかシステムＴＳＳかを示すフラグである。この
ビットが０の場合は保存されたＴＳＳはシステムＴＳＳ
であり、このビットが１にセットされている場合は保存
されたＴＳＳはユーザＴＳＳである。上の例で説明した
例外エントリからの特権の変更を伴うタスク切り替え
や、タスクゲートの呼出しを通して保存、復帰されるＴ
ＳＳはシステムＴＳＳである。一方、特権の変更を伴わ
ないユーザによるサブルーチン呼出し命令、明示的なコ
ンテキスト保存命令の実行によって保存されるＴＳＳは
ユーザＴＳＳである。システムＴＳＳとユーザＴＳＳの
違いは、ＴＳＳの復帰時に現在実行中のプログラムのＴ
ＳＳ保存場所を示すタスクレジスタが更新されるかされ
ないかにある。システムＴＳＳの復帰では、現在実行中
のプログラムのタスクレジスタが、新しく復帰されるＴ
ＳＳの前回のタスクとのリンク領域８０１に保存され、
新しいＴＳＳのセグメントセレクタがタスクレジスタに
読み込まれる。一方、ユーザＴＳＳの復帰では、タスク
レジスタの値の更新は行われない。ユーザＴＳＳはプロ
グラムのレジスタ状態の保存、復帰のみを目的としてお
り、特権モードの変更は伴わない。

【０１２１】＜データ保護＞次に、実行コードの演算処
理対象であるデータの保護について説明する。

【０１２２】第１実施形態では、データを保護するため
の暗号化属性は、マイクロプロセッサ１０１の内部に設
けられたＣＹ０〜ＣＹ３の４つのレジスタに定義され
る。図７に示す領域７１７〜７２０がこれに該当する。
図７では、ＣＹ０〜ＣＹ２については詳細を省略し、Ｃ
Ｙ３のみを詳細を示している。

【０１２３】暗号化属性の各要素を、ＣＹ３レジスタ７
１７を例にとって説明する。暗号化される領域の先頭を
示す論理アドレスの上位ビットが、ベースアドレス７１
７−１に指定される。領域のサイズはサイズ領域７１７
−４に指定される。サイズはキャッシュライン単位で指
定されるため、下位のビットには無効部分がある。デー
タの暗号化鍵は７１７−５に指定される。共通鍵アルゴ
リズムを使用しているので、復号化鍵にも７１７−５を
使用する。暗号化鍵の値に０が指定された時、そのレジ
スタが示す領域は暗号化されていないことを示す。領域
の指定はＣＹ０が優先され、以下ＣＹ１〜ＣＹ３の順番
で優先される。例えばＣＹ０とＣＹ１の指定する領域が
重なった場合、その領域ではＣＹ０の属性が優先され
る。また、処理対象のデータではなく、実行コードとし
てのメモリアクセスではページテーブルの定義が優先さ
れる。

【０１２４】７１７−４はデバッグビットであり、デバ
ッグ状態でのデータ操作を暗号化状態で行うか、平文状
態で行うかを選択する。デバッグビットについての詳細
は後述する。

【０１２５】図１０は、実行コードの処理対象であるデ
ータの暗号化、復号化の流れを示す。ここでは、コード
が保護された状態、すなわち暗号化された状態で実行さ
れている時のみ、データの保護が行われる。ただし、後
述するデバッグ状態でコードが実行されている場合は除
外する。コードが保護されている時、暗号化属性レジス
タＣＹ０〜３の内容は、図２に示すレジスタファイル２
５３からデータＴＬＢ１４１内にあるデータ暗号化キー
テーブル２３６に読み込まれている。

【０１２６】ある命令が論理アドレスAddrにデータを書
き込む時、データＴＬＢ１４１は、論理アドレスAddrが
ＣＹ０〜３の範囲に含まれているかどうかを、データ暗
号化キーテーブル２３６（図２参照）を調べることによ
り判断する。判断の結果、暗号化属性が指定されていれ
ば、データＴＬＢ１４１は、Ｌ１データキャッシュ１１
４からメモリへの対応キャッシュラインのメモリ書き出
しの際に、メモリ内容を指定された暗号化鍵で暗号化す
るように、データ暗号化ユニット２２０に指示する。

【０１２７】読み込みの場合も同様に、対象アドレスが
暗号化属性を持っていれば、対応するＬ１データキャッ
シュ２１８のキャッシュラインの読み込みの際に、デー
タ復号化ユニット２１９に対して、指定された暗号化鍵
で復号化するように指示する。

【０１２８】第１実施形態では、データ暗号化のための
データ暗号化属性をすべて、マイクロプロセッサ１０１
内部のレジスタに置き、実行の中断時にレジスタの内容
をコンテキスト情報として安全な形でマイクロプロセッ
サ外部のメモリ（たとえば図２のメインメモリ２８１）
に保存することにより、データ暗号化属性を、ＯＳの特
権も含めた不正な書き換えから保護している。

【０１２９】データの暗号化、復号化は、コンテキスト
の暗号化と関連して先に説明したインタリーブを受けた
キャッシュライン単位で行われる。このため、Ｌ１キャ
ッシュ１１４上のデータを１ビット書き換えただけで
も、メモリ上ではキャッシュライン内の他のビットが書
き換えられることになる。データの読み書きの実行はキ
ャッシュライン単位でまとめて行われるため、オーバヘ
ッドの増大はさほど大きくはないが、暗号化されたメモ
リ領域に対する読み書きは、キャッシュラインサイズ以
下の単位では行えないことに注意が必要である。

【０１３０】＜エントリゲート＞本発明では、保護され
ていないコードから、保護されたコードに制御が移行で
きるのは、次の２つの場合に限られる。

【０１３１】（１）再開アドレスと一致するコード暗号
化鍵で暗号化された（乱数を持つ）コンテキストが再開
される場合； （２）連続したコードの実行またはjump，call命令など
により、保護されないコードから、保護されたコードの
エントリゲート命令（ＥＧＡＴＥ命令）に制御が移る場
合。

【０１３２】この限定は、攻撃者がコードを任意の場所
から実行することによって、コード断片の情報を得るこ
とを防ぐためのものである。（１）の手順については、
コンテキストの復帰と関連してすでに説明した。すなわ
ち、中断前に実行していたコードのコード暗号化鍵と一
致するコンテキスト情報が含まれていること、およびマ
イクロプロセッサ１０１が与えた正しい署名が付加され
ていることが検証された場合に、保護されたコードの実
行制御に移る。

【０１３３】（２）の手法は、保護されないコードから
保護されたコードへと制御を移す場合には、制御の最初
にエントリゲート（egate）命令と呼ぶ特殊な命令を実
行しなければ、保護コートの実行に移行できないとする
処理である。

【０１３４】図９は、エントリゲート命令に基づく保護
ドメインの切り替え手順を示す。マイクロプロセッサ１
０１は、例外処理部１３１のカレントコード暗号化鍵記
憶手段２５１（図２参照）に、現在実行中のコードの暗
号化鍵を保持している。まず、ステップ６０１で、命令
の実行にともなってこの鍵の値が変更されたかどうかを
判断する。鍵の値の変更が検出された場合（ステップ６
０１でＮＯ）、ステップ６０２に進み、変更に伴って実
行されている命令がエントリゲート(egate)命令である
かどうかを調べる。エントリゲート命令であるというこ
とは、それが適正な命令であり、変更されたコードに制
御を移行してもかまわないことを意味する。したがっ
て、ステップ６０２でエントリゲート命令であると判定
された場合は（ステップ６０２でＹＥＳ）、その命令を
実行する。

【０１３５】ステップ６０２でエントリゲート命令でな
いと判断された場合は（ステップ６０２でＮＯ）、割り
込まれた命令が不適正な命令であることを意味する。こ
の場合、ステップ６０３に進み、直前に実行されていた
命令が暗号化（保護）されたものかどうかを判断する。
保護されていない命令であれば、そのまま例外処理を発
生させることができるが、保護されている命令である場
合、一応その命令の保護を守りつつ例外処理しなければ
ならないからである。

【０１３６】したがって、ステップ６０３で保護されて
いない命令であると判断された場合は（ステップ６０３
でＮＯ）、そのまま例外処理を行い、保護された命令で
あると判断された場合には（ステップ６０４でＹＥ
Ｓ）、保護状態を守ったまま、例外処理を発生させる。

【０１３７】このような制御移行の制限により、平文コ
ードから、エントリゲート命令がおかれた場所以外のコ
ードへ、直接制御を移すことが禁止される。コンテキス
トを復帰させるということは、すでにそのプログラムが
エントリゲートを通じて一度実行された状態を復帰させ
ることである。したがって、保護されたプログラムを実
行するには、必ずエントリゲートを通らなければならな
いことになる。プログラム中でエントリゲートを置く場
所を最低限に押さえることにより、さまざまなアドレス
からプログラムを実行してプログラムの構造を推定する
攻撃を防ぐ効果がある。

【０１３８】さらに、このエントリゲートでは、データ
の保護属性レジスタの初期化を行なう。エントリゲート
を実行すると、図７に示す保護レジスタＣＹ０〜ＣＹ３
（７１７〜７２０）の鍵領域（ＣＹ３では領域７１７−
５）に、乱数Ｋｒがロードされる。暗号化対象先頭アド
レスを０、サイズをメモリの上限までに設定し、論理ア
ドレス空間のすべてを暗号化対象に設定する。実行コー
ドにデバッグ属性が設定されていなければ、デバッグビ
ット（ＣＹ３では７１７−３）は非デバッグとする。

【０１３９】つまり、暗号化コードの実行開始時点で
は、すべてのメモリアクセスはエントリゲート実行時に
決定された乱数Ｋｒで暗号化されることになる。また、
前述の通り実行コードの暗号化制御はページテーブルの
定義が優先される。この乱数Ｋｒはコンテキストの暗号
化に使われる乱数とは独立に生成される。

【０１４０】この機構により、新たに実行される保護さ
れたプログラムは、必ず全てのメモリアクセス開始時に
ランダムに決定された鍵によって暗号化される設定とな
る。

【０１４１】もちろんこのままではメモリ領域の全体が
暗号化されたままなので、メモリを通じてシステムコー
ルのパラメータを渡したり、他のプログラムとのデータ
交換をすることができない。そこで、プログラムは順次
必要なメモリ領域を平文としてアクセスできるように保
護属性レジスタを設定して、自身の処理環境を整え処理
を進める。優先度の低いレジスタＣＹ３は最初の乱数で
暗号化される設定のままとしておき、その他のレジスタ
に平文アクセスの設定として暗号化鍵０を設定すれば、
必要以外の領域を平文としてアクセスし、暗号化して秘
密にするべきデータを誤って平文の領域に書き出してし
まう危険を少なくすることができる。

【０１４２】保護属性レジスタ以外のレジスタの内容
は、エントリゲートにおける初期化でも暗号化せずに、
スタックやパラメータの場所を指定するためのポインタ
を格納しておくことができる。ただし、レジスタに不正
な値を設定してエントリゲートを呼び出すことにより、
プログラムの秘密が盗まれることがないよう、エントリ
ゲートを通して実行されるプログラムの処理には注意を
払う必要がある。

【０１４３】プログラミング的には制約され、効率が悪
くなるが、安全性を重視すればエントリゲートでは保護
属性レジスタ以外の汎用レジスタも含めて、フラグ、プ
ログラムカウンタ以外のすべてのレジスタを初期化する
構成としてもよい。この場合でもスタックなどのパラメ
ータはプログラムカウンタの相対アドレス、または絶対
アドレスで指定したメモリ領域を通じて受け渡すことが
可能である。ただし、ここでもコンテキスト保存の場合
と同様、ＯＳの動作の継続のため、レジスタの暗号化ま
たは初期化の対象から、フラグレジスタの一部タスクレ
ジスタを含むシステムレジスタは除外する。

【０１４４】このように、第１実施形態にかかるマイク
ロプロセッサ１０１では、平文状態のプログラムから、
保護されたプログラムへと制御が移る際に、最初に実行
する命令をエントリゲート命令に制限し、エントリゲー
ト命令の実行によってデータ暗号化属性レジスタを含む
レジスタを初期化することで、保護された実行コードの
断片的な実行を防ぎ、特にデータ保護状態の不正な設定
を防いでいる。

【０１４５】次に保護されたプログラムの実行制御につ
いて説明する。始めに保護ドメイン内に閉じた呼び出し
および分岐について説明する。保護ドメイン内の呼び出
しは通常のプログラムと全く同一である。図１１に、保
護ドメイン内の呼び出しおよび分岐の概念を示す。

【０１４６】保護ドメインのコード１１０１の実行は、
保護ドメイン外のスレッド１１２１が、保護ドメインの
egate（エントリゲート）命令へと分岐することにより
開始される。egate命令の実行によってすべてのレジス
タが初期化され、その後、プログラムの実行によって順
次データ保護属性が設定される。jmp xxx命令により、
保護ドメイン内の分岐先xxx１１１１に制御が移り（処
理１３２２）、アドレスppp１１１２にあるcall yyy命
令が実行される（処理１１２３）。スタックメモリ１１
０２に呼び出し元のアドレスppp１１１２がプッシュさ
れ、呼出先yyy１１１３へと制御が移る。呼び出し先で
の処理が完了して、ret命令が実行されると、スタック
の戻り番地ppp１１１２へと制御が移る。実行コードの
暗号化鍵が同一である間は実行制御に制限はない。

【０１４７】次に保護ドメインから非保護ドメインへの
呼び出しおよび分岐について説明する。この制御の移行
には、保護ドメインから非保護ドメインへのプログラム
作成者の意図しない移行を避けるためと、データ保護状
態を保護するために、特殊な命令の実行および以下に説
明するユーザＴＳＳの操作を行う。

【０１４８】図１２は、保護ドメインから非保護ドメイ
ンへの呼び出しおよび分岐動作の概念図である。それぞ
れのドメインに、保護ドメインの実行コード１２０１
と、非保護ドメインの実行コード１２０２が置かれてい
る。また、ユーザＴＳＳ領域１２０３と、非保護ドメイ
ンとのパラメータ受渡し領域１２０４が設けられてい
る。

【０１４９】実行は、スレッド１２２１がegate命令を
実行することに始まる。保護ドメインのプログラムは、
非保護ドメインのコードを呼び出す前に、予め定められ
たパラメータ領域１２０４にユーザＴＳＳ領域１２０３
のアドレスを保存しておく。そしてecall命令を実行し
て非保護ドメインのコードが呼び出される。ecall命令
は２つのオペランドをとる。一つは呼出先のアドレスで
あり、もう一つは実行状態の保存先である。ecall命令
は、呼出時のレジスタ状態（正確にはプログラムカウン
タはecall発行後の状態）をオペランドｕＴＳＳで指定
した領域に、これまでに説明した暗号化ＴＳＳと同じ形
式で保存する。以下、この領域をユーザＴＳＳと呼ぶ。

【０１５０】ユーザＴＳＳとシステムＴＳＳとの違い
は、図８に示すユーザレジスタにおいて、ＴＳＳ上の領
域８２５−２にＵフラグがセットされていることであ
る。動作の違いについては、後述する。ユーザＴＳＳの
メモリへの保存においても、システムＴＳＳへのコンテ
キスト情報の保存と同様、ユーザが保護レジスタＣＹ０
〜ＣＹ３に定義したデータ保護属性は適用されない。

【０１５１】呼出先の非保護ドメインのコードでは、ec
all命令の実行によりレジスタは初期化されているの
で、パラメータの受渡しができない。このため、予め定
められたアドレスparam１２０４からパラメータを取得
し、必要な処理を行なう。非保護ドメインの中ではプロ
グラミングに制限はない。図１２の例では、サブルーチ
ンｑｑｑ１２１３を呼び出している（矢印で示す処理１
４２５）。例えばexxからqqqの呼出しまでの間に、スタ
ックポインタの設定やパラメータのスタックへの複写を
行うアダプタコードをおくことにより、サブルーチンqq
qが有する呼び出しセマンティクスに、保護ドメインか
らの呼び出しを適応させることができる。処理結果は、
メモリ上のパラメータ領域１２０４を通じて、呼出元へ
送られる（処理１２２６）。サブルーチンの処理が完了
すると、呼出元の保護ドメインへ制御を戻すため、sret
命令が発行される（１２２７）。

【０１５２】sret命令も、オペランドを持たないret命
令とは異なり、ユーザＴＳＳを指定するオペランドを一
つとる。ここではパラメータ領域param１２０４に格納
されたポインタを通じて、間接的にユーザＴＳＳ１２０
３を復帰情報として指定している。sret命令によるユー
ザＴＳＳの復帰が、システムＴＳＳの復帰と大きく異な
る点は、ユーザＴＳＳを復帰してもタスクレジスタは全
く影響を受けない点である。ユーザＴＳＳのタスクリン
クのフィールドは無視される。sret命令のオペランドに
８２５−２Ｕフラグが０のシステムＴＳＳが指定された
場合は、復帰は失敗する。

【０１５３】復帰の実行の際には、すでに説明した実行
状態の復号化およびコード暗号化鍵と署名の検証が行な
われ、違反が検出された場合、秘密保護違反の例外が発
生する。検証に成功すると、呼出元のecall命令の次の
命令から実行が再開される。このアドレスはユーザＴＳ
Ｓの中で暗号化され署名されているので、偽造すること
は暗号学的に不可能である。プログラムカウンタを除く
すべてのレジスタ呼出前の状態に戻されてしまうので、
保護ドメインのコードは、サブルーチンexxの実行結果
をパラメータ領域１２０４から取得する。

【０１５４】保護ドメインの処理が完了して制御を非保
護ドメインに移す時は、ejmp命令が使われる。ejmp命令
はecallとは異なり、状態の保存は行なわない。もしeca
ll，ejmp以外のjmp，call命令によって保護ドメインか
ら非保護ドメインへと制御が移された場合、秘密保護違
反の例外が発生して、暗号化されたコンテキスト情報が
システムのＴＳＳ領域（タスクレジスタが示す領域）に
保存される。なお、このときコンテキスト情報は再開不
可にマークされる。なお、保護ドメイン内のアドレスを
ejmp命令の飛び先として指定しても違反とはならない。

【０１５５】以上が保護ドメインから非保護ドメインの
呼び出し手順とそれに使用される新たに追加された命令
である。

【０１５６】アプリケーションによるユーザＴＳＳの復
帰の際に、特権を持つＯＳがユーザＴＳＳをすりかえる
攻撃の可能がないわけではない。しかし、そこで交換可
能なＴＳＳ情報は、保護ドメインのコードの暗号化鍵が
正しく管理されている限りは、必ずegateを通って実行
を開始され、割り込みまたはユーザによる明示的な実行
状態の保存によって保存されたコンテキスト情報だけで
ある。このコンテキスト情報の入れ換えによって、アプ
リケーションの秘密が洩れる可能性は極めて小さく、か
つ、攻撃者にとっては、どのようなコンテキスト情報の
入れ替えを行なえばアプリケーションの秘密を取得でき
るかを予測するのは極めて困難である。

【０１５７】上述した保護ドメインから非保護ドメイン
の呼び出し手順は、呼出先で最初に実行される命令が被
呼出し側のegate命令ならば、保護ドメインの間で制御
を移す手順に適用することも可能である。

【０１５８】この時、両者の間のパラメータの受渡し領
域を、予め両者の間で認証鍵交換を行なうことで共有し
た暗号化鍵によって暗号化しておけば、保護ドメインの
間の呼出を安全に行なうことができる。

【０１５９】＜スレッド間の制御＞次に保護されたプロ
グラムの実行と、その同一プログラムの制御下における
スレッドとの関係、および、そこに生ずる問題と解決手
段について説明する。

【０１６０】上記では、暗号化された（保護された）プ
ログラム内部での実行制御自体は、通常のプログラムと
全く変わらないことを説明した。このことは、ユーザプ
ログラムのレベルで、スレッドの切替を行なうユーザス
レッドについても当てはまることであり、ユーザスレッ
ドでは特にプログラムが保護されていることを意識する
必要はない。問題は、カーネルレベルで実現されるスレ
ッドが複数存在する時に、どのようにデータの保護情報
を共有するかである。

【０１６１】始めに、ユーザスレッドとカーネルスレッ
ドについて簡単に説明する。ユーザスレッドとは、ＯＳ
による介入なしに、ユーザプログラムすなわちアプリケ
ーション内部で仮想的に複数のスレッドを並列実行する
ことである。それぞれのスレッドは、独立したスタック
とプログラムカウンタ値を持つ。一方、カーネルスレッ
ドは、スレッドの切替をＯＳに依存するスレッド実装で
ある。機能的な相違としては、ユーザスレッドでは、あ
るスレッドが自発的にスレッド切替えをするコードを呼
び出さない限り、スレッド切替えは発生しないが、カー
ネルスレッドでは、割り当てた実行時間を超過したスレ
ッドの実行は強制的に停止される。詳細は前述した文献
「ＵＮＩＸカーネル」を参照されたい。

【０１６２】内部機構的には、カーネルスレッドではコ
ンテキスト情報がＯＳに処理され、スレッドの切替が行
なわれる。一方、ユーザスレッドではアプリケーション
がスレッド切替のコードを持ち、そこでレジスタのコン
テキスト保存領域への保存が行なわれる。この動作を行
なうのはアプリケーション自身なので、コードが保護さ
れていても全く問題なくスレッド切替の動作が可能であ
り、かつそれぞれのスレッドはデータ保護状態も共有す
ることができる。唯一注意すべき点は、スレッドコンテ
キストを保存する領域を暗号化していない場合、スレッ
ドコンテキストをＯＳや他のアプリケーションに読みと
られたり、改竄されるおそれがあることである。スレッ
ドコンテキスト情報は暗号化された領域に保存して、他
のプログラムによる読みとりや意図的な改竄を防止する
ことが望ましい。

【０１６３】カーネルスレッドにおいては、スレッドの
切替えはＯＳによって行なわれる。例えばあるスレッド
処理がタイマ割り込みによって中断されたとき、そのス
レッドが割り当てられた処理時間を使い尽くしている場
合には、ＯＳのスケジューリング機能が他のスレッドを
実行することで、リアルタイム処理における応答性も高
められるなどの利点がある。また、複数のカーネルスレ
ッドが動作する機能を備えないＯＳも、従来のＵＮＩＸ
などのＯＳには存在するが、ほとんどすべてのＵＮＩＸ
実装が備える非同期的なシグナル配送機能は、コンテキ
スト切替の観点から、プロセスのメインのスレッドと独
立に実行されるカーネルスレッドの一種と考えてよい。
カーネルスレッドのサポートはほとんどのＯＳの実装に
必要な機能である。

【０１６４】ところが、保護されたコードに、現在のカ
ーネルスレッドの実装を適用しようとすると問題が生じ
る。本発明のマイクロプロセッサでは、保存されたコン
テキスト情報は暗号化により保護されており、安全性の
観点から、その一部を読み出す手段は備えていない。し
たがって、従来の方法では、別々に起動されたカーネル
スレッドがデータ保護状態を共有することはできない。
カーネルスレッドはそれぞれが別々のＴＳＳを持つが、
コンテキスト情報を単純に別のＴＳＳ領域にコピーした
としても、スタック領域も含めてすべて同一となってし
まうため、それらは別々のスレッドとして独立に動作す
ることはできなくなる。

【０１６５】そこで、本発明では、本発明のプロセッサ
に、プログラムによる、ある特定の時点でのコンテキス
ト情報の保存命令と、以下の手順によってカーネルスレ
ッド間のデータ保護情報とを共有させ、カーネルレベル
のマルチスレッド機能を可能にしている。

【０１６６】図１４は、データ保護属性の共有に使われ
るスレッドテーブルを示す。スレッドＩＤは、そのカー
ネルスレッドのタスクレジスタの値である。スレッドＩ
Ｄ０は初期化のために特殊な役割を持つ。ユーザＴＳＳ
は、そのスレッドが保護ドメイン外のサブルーチンを呼
ぶ場合などに、状態を保存するためのユーザＴＳＳ領域
へのポインタを格納する。パラメータは、ＯＳからそれ
ぞれのスレッドへのパラメータ渡しや、逆にスレッドか
ら保護ドメイン外のサブルーチンを呼び出す際、パラメ
ータの渡しに使われる。作業中フラグはテーブルおよび
ＴＳＳ０の書き替えの排他制御に使われる。

【０１６７】図１３は、同一プログラム下でのデータ保
護属性共有の手順を示すフローチャートである。ＯＳは
保護ドメインを最初に実行するメインのスレッドの実行
前に、図１４に示すスレッドテーブルを初期化する。初
期化はスレッドＩＤ０のユーザＴＳＳフィールドに値０
を書き込み、メインのスレッドＴＳＳ１のパラメータフ
ィールドに、メインのスレッドの実行に必要なパラメー
タ、例えば引数などが格納されたパラメータブロックへ
のポインタを書き込むことによって行われる。

【０１６８】ステップ１３０１で、カーネルスレッドは
最初にegateを実行して保護ドメインのコードの実行を
開始する。このとき、システムレジスタ以外のレジスタ
はすべて初期化される。次に、ステップ１３０２で、コ
ード中に予め埋め込まれたスレッドテーブルのアドレス
からスレッドテーブルを読みとり、初期化用のスレッド
ＩＤ０に対応するユーザＴＳＳフィールドの値を見るこ
とによって、そのユーザＴＳＳフィールドで初期化が開
始されているかどうかを判断する。ユーザＴＳＳフィー
ルドの値が０であれば、まだ初期化されていない状態で
ある。この場合、スレッドテーブルが未初期化であると
判断して（ステップ１３０２でＮＯ）、ステップ１３０
３に進む。

【０１６９】ステップ１３０３で、スレッドＩＤ０の作
業中フラグのフィールドに１を書き込み、初期化が開始
されたことを示してから、データ暗号化属性を初期化す
る。データ暗号化属性の初期化は、実行される保護され
たアプリケーションに依存する。ここではプログラムの
ロード時に確保されている固定アドレスの領域に、予め
プログラムで決められた暗号化鍵を設定してもよいし、
動的にメモリを確保して乱数による暗号化鍵を設定して
もよい。データ暗号化属性の設定が完了すると、ステッ
プ１３０４に進み、たとえばスレッド１（タスクレジス
タがシステムＴＳＳ１を示している）の実行状態を、ユ
ーザＴＳＳを保存する命令であるstctx命令により、ｕ
ＴＳＳ０の領域に保存する。stctx命令で保存されるＴ
ＳＳは、図８に示す８２５−２領域のＵフラグが１にセ
ットされたユーザＴＳＳとなる。stctxの次の命令がｕ
ＴＳＳ０の再開時に最初に実行される命令となる。この
ユーザＴＳＳの保存、復帰は、スレッドを識別するタス
クレジスタにはいっさい影響しない（タスクレジスタ
は、割り込みによって中断されたスレッドに対応するシ
ステムＴＳＳが保存される場所を示す。）。

【０１７０】次にステップ１３０８に進み、テーブルに
セットしておいた作業中フラグをクリアし、同一プログ
ラムにおける他のスレッド（たとえばスレッド２）の実
行を再開させる。再開処理については、後述する。次に
ステップ１３０９で、ltr命令によってタスクレジスタ
を読み出し、スレッドＩＤを特定する。そして、ステッ
プ１３１０で、スレッドテーブルのパラメータに指定さ
れた本来の処理を開始する。

【０１７１】同一プログラムの下で、割り込みなどによ
り、他のスレッド２（タスクレジスタがシステムＴＴＳ
２を示している）がこの保護ドメインのコードを実行す
る場合も、スレッドテーブルを初期化して、egate命令
を実行するまでは同じである。２番目以降のスレッド
は、すでに最初のスレッドによって初期化が行われてい
るので、テーブルのスレッドＩＤ０に対応するユーザＴ
ＳＳが１にセットされている。したがって、ステップ１
３０２で初期化済みと判断される（１３０２でＹＥ
Ｓ）。ステップ１３０５で、スレッドテーブルが作業中
にマークされているかどうかを判断する。作業中であれ
ば（１３０５でＹＥＳ）、スレッド２は休眠して（ステ
ップ１３０６）、ステップ１３０５を繰り返し、テーブ
ルに対する作業の完了により実行が再開されるのを待
つ。

【０１７２】ステップ１３０５でテーブルが作業中でな
ければ（１３０５でＮＯ）、スレッドＩＤ０に対応する
ユーザＴＳＳ０を復帰し、ｕＴＳＳ０の保存直後の状態
（ステップ１５０８）に制御が移る。このとき、ｕＴＳ
Ｓ０に保存されたデータ保護状態が復帰される。しか
し、このままでは、これからスレッド１を実行するのか
スレッド２を実行するのか区別がつかない。そこで、ス
テップ１３０９でタスクレジスタを読み出し、自分のス
レッドのスレッドＩＤを特定して、パラメータを読み出
し、ステップ１３１０で、必要な処理（例えばシグナル
ハンドラ）の実行を行なう。ｕＴＳＳの復帰ではタスク
レジスタは更新されないので、スレッドは自己のスレッ
ドＩＤを正しく取得できる。

【０１７３】一度実行を開始してデータ保護属性を共有
したスレッドが、データ暗号化属性を変更する場合に
は、ＴＳＳ１のスレッドを例にとれば、スレッドＩＤ
ＴＳＳ１に対応するテーブルのパラメータフィールドに
必要な情報が含まれたパラメータブロックを書き込み、
ｕＴＳＳ１をユーザＴＳＳとして指定して上述のecall
命令を発行してからステップ１５０３へ制御を移す。Ｔ
ＳＳ１の作業中フィールドに作業中フラグを書き込み、
他のスレッドに対して休眠を要求し、他のスレッドが休
眠状態になるとデータ暗号化属性の変更を開始し、デー
タ暗号化属性の更新が完了すると、ｕＴＳＳ１へと制御
を戻す。

【０１７４】（第２実施形態）第１実施形態では、デー
タの暗号化鍵などのデータ暗号化属性を全てマイクロプ
ロセッサ内部のレジスタファイル２５３に格納してい
た。この方法では、暗号化属性の種類が保護属性レジス
タの数を越えて増えると、保護属性レジスタの入れ替え
を余儀なくされ、プログラミングが繁雑になるとともに
処理性能の低下につながる。一方、保護属性レジスタの
数を増やすとコンテキスト切替の際にメモリに保存する
データの量が増え、やはり処理性能が低下してしまう。
プロセス間通信の暗号化を、マイクロプロセッサの暗号
化機能によって行う応用を考えれば、通信相手のプロセ
ス毎に別の暗号化鍵を使うのが普通なので、暗号化属性
の種類が多くなることは容易に想像できるので、それに
対する対策が必要となる。

【０１７５】このような場合、一般に情報を直接マイク
ロプロセッサ内のレジスタに保持するのではなく、外部
のメモリ（たとえばメインメモリ２８１）上のテーブル
に書き込んでおき、必要な部分だけを動的にプロセッサ
内部に読み込む手法が知られている。しかし、秘密を守
るという観点からは、この方法は危険である。なぜな
ら、メモリ上のテーブルが攻撃者によって別のデータ
（たとえば解読可能な鍵）が格納されたテーブルにすり
かえられてしまうおそれがあるからである。

【０１７６】そこで、本発明の第２実施形態では、秘密
保護に必要な情報の中で、動的に読み込まれる部分ごと
に、あらかじめマイクロプロセッサによる署名を付加し
ておく。そして、この部分が外部のメモリテーブルから
マイクロプロセッサ内部に読み込まれる時に、署名を検
証する。この方式により、毎回のコンテキスト切替の際
のオーバヘッドを減少させると同時に、すり替えに対す
る安全性を保証している。

【０１７７】図１５は、本発明の第２実施形態にかかる
マイクロプロセッサのレジスタファイル２５３の構成を
示す。第２実施形態のマイクロプロセッサは、内部レジ
スタに、各プログラムから参照されるデータのための暗
号化属性をあらかじめ格納する４個の暗号化属性レジス
タＣＹ０〜ＣＹ３と、暗号化属性を特定するための情報
を格納する６０ワードのＣＴ０〜ＣＴ５９を有する。Ｃ
Ｙ０〜ＣＹ３は、それぞれが１０ワード、ＣＴ０〜ＣＴ
５９は、それぞれ４ワードの大きさを持つ。

【０１７８】ＣＹ０〜ＣＹ３はレジスタに暗号鍵フィー
ルドを持っているが、ＣＴ０〜ＣＴ５９は暗号化鍵フィ
ールドを持たず、代わりに鍵へのオフセットアドレスを
持っている。ＣＴ５９のオフセットアドレスは１５２１
−４で示されている。オフセットは鍵格納領域の先頭か
らアドレスを示し、鍵格納領域の先頭は暗号化属性レジ
スタＣＹ０で定義される。

【０１７９】暗号化属性情報特定レジスタＣＴ５９の開
始アドレス１５２１−１は暗号化対象領域の先頭を指定
し、サイズ１５２１−５はその長さを指定する。キーオ
フセット１５２１−６は、ＣＹ０で指定された鍵格納領
域の先頭からの鍵へのオフセットを示し、そのアドレス
は鍵の値とハッシュからなる鍵エントリが格納される。
Ｅフラグ１５２１−４は、そのレジスタが有効かどうか
を示し、Ｄフラグ１５２１−３はデバッグ状態かどうか
を示している。暗号化アルゴリズムと鍵の長さを指定す
るフィールドはそれぞれ１０２１−２、１０２１−７で
ある。このレジスタはＳａｌｔ１０２１−８を有する。
Ｓａｌｔについては、後述する。

【０１８０】図１６は、マイクロプロセッサ内部のＣＹ
０レジスタおよび暗号化属性情報特定レジスタＣＴ０
と、これらのレジスタで定義される外部メモリ上の鍵格
納領域の関係を示した図である。暗号化属性レジスタＣ
Ｙ０によって定義されるメモリ上の鍵格納領域１６０１
には、各キーエントリ（鍵エントリ）１６０２、１６０
３、…がある。各キーエントリは、鍵の値を示すフィー
ルド１２０２−１、１２０３−１と、この鍵値およびそ
の他の情報についての書名１２０２−２、１２０３−２
を有する。

【０１８１】暗号化属性レジスタＣＹ０〜ＣＹ３の初期
化時には、暗号化属性情報特定レジスタＣＴ０〜ＣＴ５
９の全てのレジスタの有効フィールド１５２１−４（図
１５）がクリアされ、これらのレジスタで指定された暗
号化機能が無効となっている。一方、ＣＹ０〜ＣＹ３は
有効で、論理アドレス空間のすべてを、初期化時に選択
した乱数で暗号化するよう設定されている。

【０１８２】ＣＴ０〜ＣＴ５９の暗号化機能を使う場合
は、まず論理アドレス上の鍵の格納領域とその領域のた
めのマスターキーを選択し、それをＣＹ０に設定して、
ＣＹ０レジスタの暗号化機能を有効とする。マスターキ
ーはマイクロプロセッサの例外処理部１３１の乱数生成
機構２５２によって生成されたものでも、予めプログラ
ムに埋め込まれた固定鍵でもよい。

【０１８３】次に、外部メモリ上の鍵格納領域１６０１
において、レジスタＣＴ０で使う鍵の格納場所（鍵エン
トリ）１６０３を、暗号化属性レジスタＣＹ０に設定し
たアドレス領域の中で決定して、ＣＴ０レジスタのオフ
セットフィールド１５８０−６（図１５）に書き込む。
また、暗号化アルゴリズムと鍵の長さを選択して１５８
０−２，１５８０−７に書き込む。

【０１８４】そして、鍵の値を選択して、鍵値のフィー
ルド１６０３−１に書き込む。必要に応じてＳａｌｔ１
５２１−８に乱数を書き込んでから、有効ビットＥ１５
２１−４を１に設定する。

【０１８５】マイクロプロセッサは、保護テーブル管理
ユニット２３３（図２参照）を有する。保護テーブル管
理ユニット２３３は、予め定められたアルゴリズムによ
って、定められた署名の計算対象について、マイクロプ
ロセッサの秘密鍵Ｋｓに基づく署名を計算する。署名し
た値を、鍵の値（キーバリュー）に続く署名領域１６０
３−２に書き込む。このとき、保護テーブル管理ユニッ
ト２３３は、鍵と署名の格納領域１６０３がＣＹ０の範
囲に入っているかどうか、およびＣＹ０の暗号化機能は
有効かどうかを確認する。鍵領域１６０３がＣＹ０の範
囲外である場合、あるいはＣＹ０の暗号化鍵が０に設定
されていて暗号化機能が有効でない場合には、後述する
ように、マイクロプロセッサの例外処理ユニット２５５
が秘密鍵保護例外を発生させる。ＣＴ０〜ＣＴ５９の安
全性はＣＹ０の安全性に依存するので、ＣＹ０の暗号化
鍵は単に乱数を選ぶだけでなく、使用する暗号化アルゴ
リズムについて安全なことを確認することが望ましい。

【０１８６】署名の計算対象には、暗号化鍵の値１６０
３−１、ＣＴ０レジスタ１５８０の内容、および暗号化
鍵の論理アドレスが含まれる。ＣＴ０レジスタ１５８０
にはＳａｌｔが含まれているので、適切な頻度でＳａｌ
ｔの値を変更すれば、攻撃者が過去に使われた暗号化さ
れた鍵エントリを再利用して、鍵エントリをすりかえる
ことは、たとえＣＹ０のその他のフィールドの値が同一
であったとしてもきわめて困難である。もちろん、全く
属性値の異なる鍵エントリを利用した場合の、鍵エント
リのすり替えは暗号学的に不可能である。

【０１８７】データの読み込みの際には、論理アドレス
と、暗号化属性レジスタＣＹ０〜ＣＹ３および暗号化属
性情報特定レジスタＣＴ０〜ＣＴ５９を比較し、暗号化
属性を決定する。読み込み対象の論理アドレスがＣＴ０
で指定された領域ならば、オフセットの示す暗号化鍵を
鍵キャッシュに読み込む。コード暗号化鍵・署名検証ユ
ニット２５７は、読み込まれた鍵の値と、ＣＴ０の内容
と、鍵のアドレスとから、マイクロプロセッサの公開鍵
Ｋｐによって署名を検証する。検証の結果がエラーであ
れば、秘密保護例外を発生して処理を停止する。検証の
結果が正しければ、データＴＬＢ１４１の復号化ユニッ
ト２３７において、取り出された鍵でデータを復号化
し、復号化されたデータがデータキャッシュ２１８に読
み込まれる。

【０１８８】＜再開不能ビット＞検証に失敗して秘密保
護例外が発生した場合、コンテキストの再開可能ビット
が０にクリアされて、以後そのコンテキストの再開は不
可能となる。このような違反が発生するのは、何らかの
攻撃者によって、秘密保護のためのデータが破壊されて
いる可能性が高いため、これに続く実行を禁止して、秘
密情報の流出を防いでいる。

【０１８９】なお、ここでは暗号化属性レジスタＣＹ０
〜ＣＹ２に、暗号化対象領域の論理アドレスの先頭とサ
イズを設定する場合を例にとったが、この他にもページ
テーブルや、セグメントディスクリプタのようなテーブ
ル形式を利用したメモリ暗号化属性の管理方式が考えら
れる。これらの方式にも本発明が適用されることは言う
までもない。

【０１９０】第２実施形態においては、データの暗号化
属性の決定には必要のない、サイズの大きな鍵情報をプ
ロセッサ外部のテーブルに格納して、プロセッサ内部の
コンテキスト情報のサイズを低減すると同時に、外部の
テーブルに格納される鍵情報の一つ一つにハッシュを付
加し、読み込み時に検証することで、プロセッサ外部に
格納される情報のすりかえによる攻撃を防止している。

【０１９１】ここで、署名は、マイクロプロセッサの暗
号化属性情報特定レジスタの値を含むデータから生成さ
れているため、暗号化属性情報特定レジスタが有するＳ
ａｌｔの値を変えることにより、過去にプロセッサ外部
のメモリに書き込んだ鍵エントリを無効化して、過去に
使われた鍵エントリの流用を防止することができる。こ
のような署名方法を使用せずに、たとえば、アドレス範
囲属性と鍵の値だけから署名を生成するならば、アドレ
ス範囲さえ一致すれば過去に使われた鍵エントリを外部
のメモリ上ですりかえる攻撃が可能となってしまう。そ
の一方で、もし署名生成の対象に汎用レジスタが含まれ
ていれば、汎用レジスタの値が変わる都度、署名を生成
しなおさなければならなず、性能の低下を招く。

【０１９２】本発明では、暗号化属性情報特定レジスタ
の属性値と、Ｓａｌｔ値さえ書き換えなければ、署名を
再計算する必要はない。実際の使用では、暗号化属性情
報特定レジスタの設定頻度はそれほど高くないと考えら
れるので、性能の低下を押さえつつ、鍵の値のすりかえ
を防止することができる。

【０１９３】第２実施形態にかかるマイクロプロセッサ
においては、すべての暗号化属性をマイクロプロセッサ
のレジスタ上に格納する場合と比較して、コンテキスト
情報が著しく小さくなり、コンテキスト切替の際の暗号
化や署名に必要な計算量や、コンテキストを保存するた
めのメモリトラフィックを減少させて、プロセッサの性
能を向上させることができるのである。

【０１９４】署名をメモリ側でなく、レジスタの側にお
いても同様にすり替えを防ぐことができるが、一般に非
対称鍵方式を使った安全な署名には、大きなデータ長を
必要とするので、レジスタの側にSalt値を置き、メモリ
上に署名を置く方がコンテキスト情報を小さくする効果
が大きい。

【０１９５】本発明では、暗号化エントリを有効にする
際に、対応するメモリ上の鍵格納領域１６０１が暗号化
されていること（すなわちエントリに有効な鍵があるこ
と）を検証するので、暗号化鍵の保護をさらに確実にし
ている。

【０１９６】＜ページテーブル形式＞また、データ保護
のテーブル形式を、仮想記憶の管理に使われるページテ
ーブルと同様のアドレス単位ごとに階層化された形式と
し、各々のエントリ毎に署名を付加したものにすること
も可能である。ページテーブル形式は理論的にはページ
毎に異なる暗号化属性を与えることができる。さらに、
マイクロプロセッサ内部に保持するデータは、ページテ
ーブルの先頭アドレスとＳａｌｔだけでよく、コンテキ
スト情報の量を小さくすることができるという効果があ
る。

【０１９７】混乱を避けるため以下、マイクロプロセッ
サ内部でデータ暗号化に使われるテーブルを、暗号化定
義ページテーブルと呼ぶことにする。暗号化定義ページ
テーブルは、外部メモリの仮想記憶ページテーブルとは
異なり、ユーザプログラムの論理メモリ空間上に置かれ
る。

【０１９８】また、暗号化定義ページテーブルの各エン
トリに付与する署名が、単純にプロセッサの暗号化定義
ページテーブルレジスタ情報およびエントリに含まれる
情報だけから生成される場合、任意のエントリが署名を
含んだ状態で交換されたとしても、それを検出すること
はできない。プロセッサ側に置かれる情報、すなわち暗
号化定義ページテーブルレジスタとそれに含まれるＳａ
ｌｔが全てのエントリについて共通となってしまうから
である。この問題は、暗号化定義ページテーブルの各エ
ントリの署名の計算領域に、エントリが置かれる論理ア
ドレスを含めることによって（すなわち、エントリごと
に異なる値が署名に含まれるようにすることによっ
て）、解決される。

【０１９９】なお、ページテーブルの初期化は、あらか
じめキーバリュー（鍵値）などの属性をメモリのテーブ
ルに書き込んでおき、そのアドレスをマイクロプロセッ
サ内部の暗号化定義ページテーブルレジスタに設定し、
Ｓａｌｔの値を同じレジスタに書き込んでこのレジスタ
の有効フラグをセットする。有効フラグのセットによ
り、ページテーブルの各エントリに対する署名がマイク
ロプロセッサにより計算され、外部メモリ上に書き込ま
れる。階層化されている場合は階層を順次探索して計算
が行なわれる。この処理は、エントリ数に比例した時間
を要することに留意しなければならない。

【０２００】＜デバッグについて＞実行コードと、その
処理対象であるデータの双方が保護されるとしても、そ
のような機能の開発途上のデバッグ作業では、暗号化す
ることなく平文でデバッグできることが開発効率上望ま
しい。

【０２０１】デバッグに関する設定は２箇所で行う。ひ
とつは、暗号化コードのページテーブルエントリに設け
られた実行コードのデバッグビット３０７−ｊ−Ｄ（図
４参照）であり、もうひとつは、図１５に示すように、
データの暗号化鍵属性を指定するレジスタに設けられた
暗号化制御ビット（ＣＹ３においては１５１７−３、Ｃ
Ｔ５９においては１５２１−３）である。後者の第１実
施形態における対応ビットは、図７に示す暗号化属性レ
ジスタＣＹ３のビット７１７−３である。

【０２０２】ページテーブルエントリに設けられたデバ
ッグビット３０７−ｊ−Ｄがセットされている時、マイ
クロプロセッサの実行コード復号化ユニット２１２（図
２参照）は迂回され、エントリに対応するメモリ上にお
かれた実行コードは、平文状態のまま解釈され、実行さ
れる。デバッグ状態でコードを実行している間は、プロ
セッサのデバッグ機能、たとえば第１実施形態と関連し
て述べたステップ実行機能やデバッグレジスタが有効化
される。

【０２０３】ここで、ページテーブルのデバッグビット
は何ら保護を受けていないが、悪意のあるユーザが、暗
号化された実行プログラムのおかれているページテーブ
ルエントリのデバッグビットをセットしたとしても、暗
号化された実行プログラムが復号化されずに命令フェッ
チ／デコード機能２１４に取り込まれるだけで、正常実
行はできないので、プログラムの秘密が洩れるおそれは
ない。

【０２０４】デバッグ実行中は、例外発生時のコンテキ
スト保存も平文のまま行われる。したがって、コンテキ
ストを暗号化する乱数Ｋｒをコード暗号化鍵Ｋcodeで暗
号化した値Ｅ_Kcode[Ｋｒ]８３３は、平文のＫｒにおき
かえられる。この場合コンテキスト情報がコードの暗号
鍵と一致するかどうかのチェックを行うことはできない
が、デバッグの場合にはこのような攻撃の危険を考慮す
る必要がない。

【０２０５】実行コードの演算処理対象であるデータの
暗号化は、第１実施形態においては図７に示す暗号化制
御ビット７１３−３によって、第２実施形態においては
図１５に示すＣＹ３の暗号化制御ビット１５１７−３、
およびＣＴ５９の暗号化制御ビット１５２１−３によっ
て制御される。暗号化制御ビットが０の時は、デバッグ
状態でもデータは暗号化状態で処理される。暗号化制御
ビットが１にセットされている時は、デバッグ状態の場
合に限りデータは平文のまま処理される。

【０２０６】本発明ではデータについて、デバッグ状態
で暗号化属性のエントリごとに、暗号化と非暗号化を選
択できるようにすることで、別のプログラムやデバイス
との間で行われる暗号化されたデータ送受信のデバッグ
と、プログラムの内部的なデータの平文状態でのデバッ
グとを、容易に両立させている。

【０２０７】特にコードについてはコードを暗号化せず
平文として、ページテーブル上のデバッグフラグをセッ
トするだけで、プログラム自体を再コンパイルすること
なくデバッグが行なえる利便性を提供している。

【０２０８】処理対象データについては、他のプロセス
との通信に使われる領域は、自プロセスはデバッグモー
ドだったとしても、相手のプロセスがデバッグ状態でな
い限り平文にしておくことはできない場合がある。そこ
でコードがデバッグモードで動作している場合のみ有効
になる暗号化フラグをデータの暗号化属性に設け、この
フラグによって暗号化状態を制御できるようにしてい
る。

【０２０９】コードのデバッグには、コード自体の暗号
状態と、コードを暗号化する鍵の暗号化状態とで、４通
りの組み合わせが考えられる。上述した例は、コード暗
号鍵もコードも平文の場合の組み合わせ例である。

【０２１０】他のモード（組み合わせ）も考えられる。
第１が、コード暗号化鍵エントリもコード自体も暗号化
された状態で、デバッグモードでコードを実行できるモ
ードである。第２が、コード暗号化鍵エントリは平文の
状態で、コード自体は暗号化された状態で、デバッグモ
ードでコードを実行できるモードである。第３が、コー
ド暗号化鍵エントリは暗号化状態、コードは平文状態の
場合である。

【０２１１】デバッグの目的からはこれらのモードには
あまり意味を持つものではないが、必要に応じてこれら
のモードを備えてもよい。

【０２１２】この際に注意しなければならないのは、第
１のケースで、暗号化されたコード暗号化鍵エントリに
対応する暗号化された実行コードをデバッグモードで実
行可能とする場合は、ユーザが暗号化制御のためのビッ
トを操作するだけで、暗号化鍵を知らない保護されたプ
ログラムを、デバッグモードで実行することができてし
まう。

【０２１３】この場合には、デバッグモードビットを不
正に操作されないように、デバッグビットをコード暗号
化鍵Ｋcodeとともに、プロセッサの公開鍵Ｋｐで暗号化
するなどの対策を施して、真のコード暗号化鍵を知らな
いユーザにデバッグビットを操作されないように注意し
なければならない。

【０２１４】

【発明の効果】以上説明したように、本発明のマイクロ
プロセッサによれば、マルチタスク環境下で、実行コー
ドと、そのコードの処理対象であるデータの双方を暗号
化して保護することにより、オペレーションシステム、
あるいは第三者による不正な解析を防止することができ
る。

【０２１５】また、データを暗号化して保存した場合
の、暗号化属性の不正な書き換えを防止することが可能
になる。

【０２１６】また、処理対象であるデータの暗号化鍵と
して、固定鍵ではなく任意の乱数Ｋｒを使用することが
でき、暗号化されたデータを不正な攻撃から守ることが
できる。

【０２１７】また、平文状態でデバッグを行い、不具合
が発見された場合は、実行コードの暗号化鍵を知ってい
るプログラムベンダにエラーをフィードバッグさせるこ
とができる。

【０２１８】さらに、暗号化属性情報など、秘密保護に
必要な情報にマイクロプロセッサの署名をつけて外部の
メモリ上に保存し、必要な部分だけをプロセッサ内部の
レジスタに読み込み、読み込み時に署名の検証を行うこ
とで、マイクロプロセッサのメモリの増大を防止し、コ
ストを押さえることができる。この方式では、読み込み
時のすり替えに対する安全性も保障される。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の第１実施形態にかかるマイクロプロセ
ッサの基本構成を示す図である。

【図２】図１のマイクロプロセッサの詳細な構成を示す
図である。

【図３】図１のマイクロプロセッサにおけるページディ
レクトリと、ページテーブル形式を示す図である。

【図４】図３に示したページテーブルの詳細と、鍵エン
トリ形式を示す図である。

【図５】図１のマイクロプロセッサにおけるデータのイ
ンタリーブを示す図である。

【図６】第１実施形態における実行命令コードのアドレ
ス変換から復号化までの情報の流れを示す図である。

【図７】第１実施形態にかかるマイクロプロセッサのＣ
ＰＵレジスタの構成を示す図である。

【図８】第１実施形態におけるコンテキスト保存形式を
示す図である。

【図９】第１実施形態における保護ドメイン切り替えの
手順を示すフローチャートである。

【図１０】第１実施形態における、処理対象であるデー
タの暗号・復号化の情報の流れを示す図である。

【図１１】本発明のマイクロプロセッサにおける保護ド
メイン内の実行制御を示す図である。

【図１２】本発明のマイクロプロセッサにおける保護ド
メインから非保護ドメインへの呼び出し、分岐を示す図
である。

【図１３】本発明のマイクロプロセッサにおけるデータ
暗号化属性共有の手順を示すフローチャートである。

【図１４】データ保護属性の共有に使用されるスレッド
テーブルの図である。

【図１５】本発明の第２実施形態にかかるマイクロプロ
セッサのＣＰＵレジスタ構成を示す図である。

【図１６】第２実施形態にかかるマイクロプロセッサに
おける鍵格納領域レジスタおよび暗号化属性情報特定レ
ジスタと、それぞれ対応するメモリ上の鍵格納領域の関
係を示す図である。

【図１７】第２実施形態にかかるマイクロプロセッサに
おけるコンテキスト保存形式を示す図である。

【図１８】従来技術におけるコンテキスト保存形式を示
す図である。

【符号の説明】

１０１ マイクロプロセッサ １１１ プロセッサコア １１２ バスインターフェイスユニット（読み出し手
段） １１３ コード・データ暗号化／複号化処理部 １１４ １次キャッシュ １１５ 命令実行部 １２１ 命令ＴＬＢ １３１ 例外処理部 １４１ データＴＬＢ １５１ ２次キャッシュ ２１２ コード復号化ユニット ２１９ データ復号化ユニット ２２０ データ暗号化ユニット ２３３ 保護テーブル管理部 ２５２ 乱数発生機構 ２５３ レジスタファイル（プロセッサ外部の記憶手
段） ２５４ コンテキスト情報暗号／複号化ユニット ２５７ コード暗号化鍵・署名検証ユニット ２８１ メインメモリ（プロセッサ外部の記憶手段）） ３０７、５１２ ページテーブル ３０９、５１１ キーテーブル ＣＹ０〜ＣＹ３ 暗号化属性レジスタ ＣＴ０〜ＣＴ５９ 暗号化属性情報特定レジスタ

フロントページの続き (72)発明者 白川 健治 神奈川県川崎市幸区小向東芝町１番地 株 式会社東芝研究開発センター内 (72)発明者 寺本 圭一 神奈川県川崎市幸区小向東芝町１番地 株 式会社東芝研究開発センター内 Ｆターム(参考） 5B017 AA03 AA07 BA07 CA15 5B062 AA07 CC01 DD01 DD10 FF03 5B076 FA13 5B098 GA04 GA05 GA07 GC01

Claims (15)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 プログラムごとに異なる暗号化鍵により
   暗号化された複数のプログラムをマイクロプロセッサ外
   部の記憶手段から読み出す読み出し手段と、 前記読み出し手段にて読み出した前記複数のプログラム
   を、それぞれ対応する復号化鍵で復号化する復号化手段
   と、 前記復号化された複数のプログラムを実行する実行手段
   と、 前記複数のプログラムのうち、一のプログラムの実行を
   中断する場合に、前記一のプログラムの実行状態を示す
   情報と、前記一のプログラムの暗号化鍵とを、前記マイ
   クロプロセッサに固有の暗号化鍵で暗号化し、この暗号
   化した情報をコンテキスト情報として前記マイクロプロ
   セッサ外部の記憶手段に書き込む実行状態書き込み手段
   と、 前記一のプログラムを再開する場合に、前記マイクロプ
   ロセッサに固有の暗号化鍵に対応する固有の復号化鍵で
   前記コンテキスト情報を復号化し、復号化された再開予
   定のプログラムの暗号化鍵が、前記一のプログラム本来
   の暗号化鍵と一致した場合にのみ、前記一のプログラム
   の実行を再開する再開手段と、 を具備することを特徴とする１チップまたは１パッケー
   ジのマイクロプロセッサ。
2. 【請求項２】 外部へ読み出すことのできない前記マイ
   クロプロセッサ内部の記憶手段と、 前記複数のプログラムの処理対象であるデータのための
   暗号化属性を、前記マイクロプロセッサ内部の記憶手段
   に書き込む暗号化属性書き込み手段と、 前記複数のプログラムの処理対象であるデータを、前記
   暗号化属性に基づいて暗号化するデータ暗号化手段と、 をさらに具備し、前記暗号化属性の少なくとも一部は、
   前記コンテキスト情報に含まれることを特徴とする請求
   項１の１チップまたは１パッケージのマイクロプロセッ
   サ。
3. 【請求項３】 前記実行状態書き込み手段は、マイクロ
   プロセッサに固有の秘密情報に基づく署名をコンテキス
   ト情報に付与し、 前記再開手段は、復号化されたコンテキスト情報に含ま
   れる前記署名が、前記マイクロプロセッサに固有の秘密
   情報に基づく署名と一致する場合にのみ、前記一のプロ
   グラムを再開することを特徴とする請求項１に記載の１
   チップまたは１パッケージのマイクロプロセッサ。
4. 【請求項４】 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た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、 あらかじめ前記秘密鍵に対応する公開鍵によって暗号化
   されたコード暗号化鍵をマイクロプロセッサ外部の記憶
   手段から読み出す第１の読み出し手段と、 前記第１の読み出し手段で読み出した前記コード暗号化
   鍵を、前記秘密鍵を用いて復号化する第１の復号化手段
   と、 プログラムごとに異なる前記コード暗号化鍵によって暗
   号化された複数のプログラムを、前記マイクロプロセッ
   サ外部の記憶手段から読み出す第２の読み出し手段と、 前記第２の読み出し手段にて読み出した前記複数のプロ
   グラムを復号化する第２の復号化手段と、 前記復号化された複数のプログラムを実行する実行手段
   と、 前記複数のプログラムのうち、一のプログラムの実行を
   中断する場合に、前記一のプログラムの実行状態を示す
   情報と、前記プログラムのコード暗号化鍵とを前記公開
   鍵によって暗号化し、暗号化した情報をコンテキスト情
   報として、前記マイクロプロセッサ外部の記憶手段に書
   き込む実行状態書き込み手段と、 前記一のプログラムの実行を再開する場合に、前記マイ
   クロプロセッサ外部の記憶手段から前記コンテキスト情
   報を読み出し、前記秘密鍵でコンテキスト情報を復号化
   し、復号化されたコンテキスト情報に含まれるコード暗
   号化鍵が、前記一のプログラムの本来のコード暗号化鍵
   と一致する場合にのみ、前記一のプログラムの実行を再
   開する再開手段と、 を具備することを特徴とするマイクロプロセッサ。
5. 【請求項５】 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、 あらかじめ前記秘密鍵に対応した公開鍵によって暗号化
   されたコード暗号化鍵をマイクロプロセッサ外部の記憶
   手段から読み出す第１の読み出し手段と、 前記第１の読み出し手段で読み出した前記コード暗号化
   鍵を、前記秘密鍵を用いて復号化する第１の復号化手段
   と、 それぞれが異なる前記コード暗号化鍵で暗号化された複
   数のプログラムを、前記マイクロプロセッサ外部の記憶
   手段から読み出す第２の読み出し手段と、 前記第２の読み出し手段によって読み出された複数のプ
   ログラムを復号化する第２の復号化手段と、 前記復号化された複数のプログラムを実行する実行手段
   と、 前記複数のプログラムのうち一のプログラムの実行を中
   断する場合に、一時鍵として乱数を発生し、前記一のプ
   ログラムの実行状態を示す情報を前記一時鍵で暗号化し
   た第１の値と、前記一時鍵を前記一のプログラムのコー
   ド暗号化鍵で暗号化した第２の値と、前記一時鍵を前記
   マイクロプロセッサの秘密鍵で暗号化した第３の値とを
   コンテキスト情報として前記マイクロプロセッサ外部の
   記憶手段に書き込む実行状態書き込み手段と、 前記一のプログラムの実行を再開する場合に、前記マイ
   クロプロセッサ外部の記憶手段から前記コンテキスト情
   報を読み出し、前記秘密鍵を用いて、前記コンテキスト
   情報に含まれる第３の値としての一時鍵を復号化し、復
   号化された一時鍵を用いて前記コンテキスト情報に含ま
   れる実行状態情報を復号化するとともに、再開予定のプ
   ログラムのコード暗号化鍵を用いて、前記コンテキスト
   情報に含まれる第２の値としての一時鍵を復号化し、前
   記第２の値を復号化した一時鍵が、前記第３の値を秘密
   鍵で復号化した一時鍵と一致する場合にのみ前記一のプ
   ログラムの実行を再開する再開手段と、 を具備することを特徴とするマイクロプロセッサ。
6. 【請求項６】 前記実行状態書き込み手段は、前記マイ
   クロプロセッサに固有の秘密鍵による署名を前記コンテ
   キスト情報に付与し、 前記再開手段は、復号化された前記コンテキスト情報に
   含まれる前記署名が、前記マイクロプロセッサに固有の
   秘密鍵による本来の署名と一致する場合にのみ、前記一
   のプログラムを再開することを特徴とする請求項５に記
   載の１チップまたは１パッケージのマイクロプロセッ
   サ。
7. 【請求項７】 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た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、 あらかじめ前記秘密鍵に対応する公開鍵によって暗号化
   された暗号化鍵をマイクロプロセッサ外部の記憶手段か
   ら読み出す第１の読み出し手段と、 前記第１の読み出し手段で読み出した前記暗号化鍵を、
   前記秘密鍵を用いて復号化する第１の復号化手段と、 プログラムごとに異なる前記暗号化鍵によって暗号化さ
   れた複数のプログラムを、前記マイクロプロセッサ外部
   の記憶手段から読み出す第２の読み出し手段と、 前記第２の読み出し手段にて読み出した前記複数のプロ
   グラムを復号化する第２の復号化手段と、 前記復号化された複数のプログラムを実行する実行手段
   と、 外部へ読み出すことのできないマイクロプロセッサ内部
   の記憶手段と、 前記プログラムが処理するデータのための暗号化属性
   を、前記マイクロプロセッサ内部の記憶手段に書き込む
   暗号化属性書き込み手段と、 前記プログラムが処理するデータを、前記マイクロプロ
   セッサ内部の記憶手段に書き込まれた暗号化属性に基づ
   いて暗号化するデータ暗号化手段と、 前記複数のプログラムのうち、一のプログラムの実行を
   中断する場合に、前記一のプログラムの実行状態を示
   し、かつ前記暗号化属性の少なくとも一部を含む実行状
   態情報と、前記一のプログラムの暗号化鍵とを、前記公
   開鍵によって暗号化し、暗号化した情報をコンテキスト
   情報として、前記マイクロプロセッサ外部の記憶手段に
   書き込む実行状態書き込み手段と、 前記一のプログラムの実行を再開する場合に、前記秘密
   鍵でコンテキスト情報を復号化し、復号化されたコンテ
   キスト情報に含まれる暗号化鍵が、前記一のプログラム
   の本来の暗号化鍵と一致する場合にのみ、前記一のプロ
   グラムの実行を再開する再開手段と、 を具備することを特徴とするマイクロプロセッサ。
8. 【請求項８】 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た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、 あらかじめ前記秘密鍵に対応する公開鍵によって暗号化
   された暗号化鍵をマイクロプロセッサ外部の記憶手段か
   ら読み出す第１の読み出し手段と、 前記第１の読み出し手段で読み出した前記暗号化鍵を、
   前記秘密鍵を用いて復号化する第１の復号化手段と、 プログラムごとに異なる前記暗号化鍵によって暗号化さ
   れた複数のプログラムを、前記マイクロプロセッサ外部
   の記憶手段から読み出す第２の読み出し手段と、 前記第２の読み出し手段にて読み出した前記複数のプロ
   グラムを復号化する第２の復号化手段と、 前記復号化された複数のプログラムを実行する実行手段
   と、 前記プログラムから参照されるデータのための暗号化属
   性と暗号化属性特定情報とが格納された、外部へ読み出
   すことのできないマイクロプロセッサ内部の記憶手段
   と、 前記暗号化属性特定情報に関連し、前記マイクロプロセ
   ッサに固有の署名を含む関連情報を、前記マイクロプロ
   セッサ外部の記憶手段に書き込む関連情報書き込み手段
   と、 プログラムが参照するデータのアドレスに基づいて、前
   記マイクロプロセッサ外部の記憶手段から、前記関連情
   報を読み込む関連情報読み込み手段と、 前記読み込み手段により読み込まれた関連情報に含まれ
   る署名を、前記秘密鍵によって検証し、マイクロプロセ
   ッサ固有の署名と一致した場合にのみ、前記暗号化属性
   特定情報および前記読み込まれた関連情報に基づいて、
   データ参照のための暗号化鍵およびアルゴリズムを決定
   し、前記プログラムによるデータの参照を許可する許可
   手段と、 前記プログラムから参照されるデータを、前記マイクロ
   プロセッサ内部の記憶手段に記憶された前記暗号化属性
   に基づいて暗号化するデータ暗号化手段と、 前記複数のプログラムのうち、一のプログラムの実行を
   中断する場合に、前記一のプログラムの実行状態を示
   し、かつ前記暗号化属性の少なくとも一部が含まれた実
   行状態情報と、前記一のプログラムの暗号化鍵とを、前
   記公開鍵によって暗号化し、暗号化した情報をコンテキ
   スト情報として、前記マイクロプロセッサ外部の記憶手
   段に書き込む実行状態書き込み手段と、 前記一のプログラムの実行を再開する場合に、前記秘密
   鍵でコンテキスト情報を復号化し、復号化された再開予
   定のプログラムの暗号化鍵が、前記一のプログラムの本
   来の暗号化鍵と一致する場合にのみ、前記一のプログラ
   ムの実行を再開する再開手段と、 を具備することを特徴とするマイクロプロセッサ。
9. 【請求項９】 前記関連情報は、前記暗号化属性特定情
   報と、マイクロプロセッサ固有の秘密情報と、前記関連
   情報のうちプロセッサ固有の署名を除く部分とに基づい
   て生成される第２の署名を含むことを特徴とする請求項
   ８に記載のマイクロプロセッサ。
10. 【請求項１０】 前記実行手段で実行されるプログラム
    が変更され、前記プログラムの暗号化鍵が変更された場
    合は、前記マイクロプロセッサ内部の記憶手段に記録さ
    れた、前記プログラムから参照されるデータの暗号化属
    性を初期化することを特徴とする請求項７に記載のマイ
    クロプロセッサ。
11. 【請求項１１】 プログラムごとに異なる暗号化鍵によ
    り暗号化された複数のプログラムを、マイクロプロセッ
    サ外部の記憶手段から読み出す読み出し手段と、 前記読み出し手段により読み出された前記複数のプログ
    ラムを復号化する復号化手段と、 前記復号化された複数のプログラムを実行する手段と、 第１の命令の実行に基づく、前記複数のプログラムの中
    の一のプログラムの実行中に、この実行状態を示す情報
    と、前記一のプログラムの暗号化鍵とを、コンテキスト
    情報として前記マイクロプロセッサ外部の記憶手段に書
    き込む書き込み手段と、 第２の命令の実行に基づいて、前記外部の記憶手段に書
    き込まれたコンテキスト情報を読み出す読み出し手段
    と、 前記読み出されたコンテキスト情報に含まれる前記一の
    プログラムの暗号化鍵と、前記第２の命令の実行に基づ
    き実行しているプログラムの暗号化鍵とを比較し、一致
    した場合にのみ、前記コンテキスト情報に含まれる実行
    状態を復元する復元手段と、 を具備することを特徴とする１チップまたは１パッケー
    ジのマイクロプロセッサ。
12. 【請求項１２】 それぞれ異なる暗号化鍵により暗号化
    された複数のプログラムのうち、一のプログラムを、マ
    イクロプロセッサ外部の記憶手段から読み出すステップ
    と、 前記読み出したプログラムを、このプログラムに対応す
    る復号化鍵で復号化し、実行するステップと、 前記一のプログラムの実行が中断された場合に、前記一
    のプログラムの実行状態を示す情報と、前記一のプログ
    ラムの暗号化鍵とを、前記マイクロプロセッサに固有の
    暗号化鍵で暗号化し、この暗号化した情報をコンテキス
    ト情報として前記マイクロプロセッサ外部の記憶手段に
    書き込むステップと、 前記コンテキスト情報を、前記マイクロプロセッサに固
    有の暗号化鍵に対応するマイクロプロセッサに固有の復
    号化鍵で復号化するステップと、 復号化された再開予定のプログラムの暗号化鍵と、前記
    一のプログラム本来の暗号化鍵とを比較し、一致した場
    合にのみ、前記一のプログラムの実行を再開するステッ
    プと、 を含むマルチタスク実行方法。
13. 【請求項１３】 あらかじめ異なるコード暗号化鍵で暗
    号化された複数のプログラムと、前記コード暗号化鍵の
    各々をあらかじめマイクロプロセッサに固有の公開鍵で
    暗号化したコード暗号化鍵とを、前記マイクロプロセッ
    サ外部の記憶手段に格納するステップと、 前記公開鍵で暗号化されたコード暗号化鍵を、前記マイ
    クロプロセッサ外部の記憶手段から読み出し、前記公開
    鍵に対応するマイクロプロセッサに固有の秘密鍵で復号
    化するステップと、 前記複数のプログラムを、前記マイクロプロセッサ外部
    の記憶手段から読み出して、前記復号化されたコード暗
    号化鍵で復号化するステップと、 前記復号化された複数のプログラムを実行するステップ
    と、 前記複数のプログラムのうち、一のプログラムの実行が
    中断される場合に、当該一のプログラムの実行状態を示
    す情報と、このプログラムのコード暗号化鍵とを、前記
    公開鍵によって暗号化し、これをコンテキスト情報とし
    て前記マイクロプロセッサ外部の記憶手段に書き込むス
    テップと、 前記マイクロプロセッサ外部の記憶手段から前記コンテ
    キスト情報を読み出し、前記秘密鍵でコンテキスト情報
    を復号化するステップと、 前記復号化されたコンテキスト情報に含まれるコード暗
    号化鍵と、前記一のプログラムの本来のコード暗号化鍵
    とを比較し、一致する場合にのみ、前記一のプログラム
    の実行を再開するステップと、 を含むマルチタスク実行方法。
14. 【請求項１４】 あらかじめ異なる暗号化鍵で暗号化さ
    れた複数のプログラムと、前記暗号化鍵の各々をあらか
    じめマイクロプロセッサに固有の公開鍵で暗号化した暗
    号化鍵とを、前記マイクロプロセッサ外部の記憶手段に
    格納するステップと、 前記複数のプログラムの各々の処理対象となるデータの
    ための暗号化属性を、外部へ読み出すことのできないマ
    イクロプロセッサ内部の記憶手段に書き込むステップ
    と、 前記公開鍵で暗号化された暗号化鍵を、前記マイクロプ
    ロセッサ外部の記憶手段から読み出し、前記公開鍵に対
    応するマイクロプロセッサに固有の秘密鍵で復号化する
    ステップと、 前記暗号化された複数のプログラムを、前記マイクロプ
    ロセッサ外部の記憶手段から読み出し、前記復号化され
    た暗号化鍵で復号化するステップと、 前記復号化された複数のプログラムを実行する実行する
    ステップと、 前記複数のプログラムのうち、一のプログラムの実行を
    中断する場合に、前記一のプログラムの実行状態を示
    し、かつ前記暗号化属性の少なくとも一部を含む実行状
    態情報と、前記一のプログラムのコード暗号化鍵とを、
    前記公開鍵によって暗号化し、これをコンテキスト情報
    として、前記マイクロプロセッサ外部の記憶手段に書き
    込むステップと、 前記プログラムの処理対象であるデータを、前記マイク
    ロプロセッサ内部の記憶手段に書き込まれた暗号化属性
    に基づいて暗号化し、暗号化されたデータを前記マイク
    ロプロセッサ外部の記憶手段に保存するステップと、 前記コンテキスト情報を前記マイクロプロセッサの秘密
    鍵で復号化するステップと、 前記復号化されたコンテキスト情報に含まれる暗号化鍵
    が、前記一のプログラムの本来の暗号化鍵とを比較し、
    一致する場合にのみ、前記一のプログラムの実行を再開
    するステップと、 を含むマルチタスク実行方法。
15. 【請求項１５】 それぞれ異なる暗号化鍵であらかじめ
    暗号化された複数のプログラムを、マイクロプロセッサ
    外部の記憶手段に格納するステップと、 前記複数のプログラムを前記マイクロプロセッサ外部の
    記憶手段から読み出して、復号化してから実行するステ
    ップと、 第１の命令の実行に基づき、前記複数のプログラムの中
    の一のプログラムの実行中に、この実行状態を示す情報
    と、前記一のプログラムの暗号化鍵とを、コンテキスト
    情報として前記マイクロプロセッサ外部の記憶手段に書
    き込むステップと、 第２の命令の実行に基づいて、前記マイクロプロセッサ
    外部の記憶手段に書き込まれたコンテキスト情報を読み
    出すステップと、 前記読み出されたコンテキスト情報に含まれる前記一の
    プログラムの暗号化鍵と、前記所定の第２の命令を実行
    中のプログラムの暗号化鍵とを比較し、一致した場合に
    のみ、前記コンテキスト情報に含まれる実行状態を復元
    するステップと、 を含むマルチスレッド実行方法。