JP2003108442A - マイクロプロセッサ - Google Patents
マイクロプロセッサInfo
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- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F9/00—Arrangements for program control, e.g. control units
- G06F9/06—Arrangements for program control, e.g. control units using stored programs, i.e. using an internal store of processing equipment to receive or retain programs
- G06F9/22—Microcontrol or microprogram arrangements
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F21/00—Security arrangements for protecting computers, components thereof, programs or data against unauthorised activity
- G06F21/70—Protecting specific internal or peripheral components, in which the protection of a component leads to protection of the entire computer
- G06F21/71—Protecting specific internal or peripheral components, in which the protection of a component leads to protection of the entire computer to assure secure computing or processing of information
- G06F21/72—Protecting specific internal or peripheral components, in which the protection of a component leads to protection of the entire computer to assure secure computing or processing of information in cryptographic circuits
-
- G—PHYSICS
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- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F21/00—Security arrangements for protecting computers, components thereof, programs or data against unauthorised activity
- G06F21/10—Protecting distributed programs or content, e.g. vending or licensing of copyrighted material ; Digital rights management [DRM]
- G06F21/12—Protecting executable software
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-
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 少ない秘密に基づいて、暗号化プログラムの
内容をＯＳからも効率的に保護することのできる耐タン
パプロセッサを提供する。 【解決手段】 マイクロプロセッサは、複数の状態を取
り得るタスクに識別子を付与し、タスクの状態をそのタ
スク識別子と対応して保持するタスク状態テーブルと、
現在実行中のタスク識別子を保持するタスクレジスタ
と、タスクの要求があったときに、外部メモリに所定の
プログラム鍵で暗号化された状態で格納されているプロ
グラムをキャッシュライン単位に読み込むインターフェ
イスと、プログラム鍵に基づいてキャッシュラインごと
に異なる復号鍵を生成し、読み込まれた内容を復号する
暗号処理部と、キャッシュラインごとにそのキャッシュ
ラインの復号に用いられた復号鍵に対応するタスク識別
子をタグに保持するキャッシュメモリと、キャッシュラ
インのタグに保持されたタスク識別子と、タスクレジス
タの値を比較し、値が一致しない場合にキャッシュライ
ンの内容を廃棄するアクセス検証部とを備える。
内容をＯＳからも効率的に保護することのできる耐タン
パプロセッサを提供する。 【解決手段】 マイクロプロセッサは、複数の状態を取
り得るタスクに識別子を付与し、タスクの状態をそのタ
スク識別子と対応して保持するタスク状態テーブルと、
現在実行中のタスク識別子を保持するタスクレジスタ
と、タスクの要求があったときに、外部メモリに所定の
プログラム鍵で暗号化された状態で格納されているプロ
グラムをキャッシュライン単位に読み込むインターフェ
イスと、プログラム鍵に基づいてキャッシュラインごと
に異なる復号鍵を生成し、読み込まれた内容を復号する
暗号処理部と、キャッシュラインごとにそのキャッシュ
ラインの復号に用いられた復号鍵に対応するタスク識別
子をタグに保持するキャッシュメモリと、キャッシュラ
インのタグに保持されたタスク識別子と、タスクレジス
タの値を比較し、値が一致しない場合にキャッシュライ
ンの内容を廃棄するアクセス検証部とを備える。
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耐タンパマイ
クロプロセッサに関する。
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耐タンパマイ
クロプロセッサに関する。
【０００２】
【従来の技術】ＰＣなどの一般ユーザ向けコンピュータ
のハードウェア情報や、オペレーションシステム（以
下、「ＯＳ」とする）のシステムプログラム情報が、特
に秘密にされることなく開示されているオープンシステ
ムが広く普及している。オープンシステムでは、エンド
ユーザがシステムプログラムを変更して、所望の改良を
加えることができる。このような環境下で、アプリケー
ションプログラムが扱う情報の著作権や、プログラム自
体の著作権を保護するには、あらかじめシステムのＯＳ
がアプリケーションに対して敵対的動作をとり得ること
を想定した秘密保護能力のあるハードウェアが必要であ
る。実際、このような秘密保護機能を有するハードウェ
ア、特にマイクロプロセッサが提案されている（特許出
願第２０００−３５３９８号，Lie et al., “Architec
tural Support for Copy and TamperResistant Softwar
e”;Computer Architecture News 28(5):p168- 等）。
のハードウェア情報や、オペレーションシステム（以
下、「ＯＳ」とする）のシステムプログラム情報が、特
に秘密にされることなく開示されているオープンシステ
ムが広く普及している。オープンシステムでは、エンド
ユーザがシステムプログラムを変更して、所望の改良を
加えることができる。このような環境下で、アプリケー
ションプログラムが扱う情報の著作権や、プログラム自
体の著作権を保護するには、あらかじめシステムのＯＳ
がアプリケーションに対して敵対的動作をとり得ること
を想定した秘密保護能力のあるハードウェアが必要であ
る。実際、このような秘密保護機能を有するハードウェ
ア、特にマイクロプロセッサが提案されている（特許出
願第２０００−３５３９８号，Lie et al., “Architec
tural Support for Copy and TamperResistant Softwar
e”;Computer Architecture News 28(5):p168- 等）。
【０００３】秘密保護能力を有するマイクロプロセッサ
は、マルチタスク環境下で、プログラム自体やプログラ
ムが扱う情報が不正に覗き見され、改変されないよう
に、これらの情報を暗号化する機能を備えている。この
ようなマイクロプロセッサを、耐タンパプロセッサと呼
ぶ。
は、マルチタスク環境下で、プログラム自体やプログラ
ムが扱う情報が不正に覗き見され、改変されないよう
に、これらの情報を暗号化する機能を備えている。この
ようなマイクロプロセッサを、耐タンパプロセッサと呼
ぶ。
【０００４】耐タンパプロセッサの主目的は、エンドユ
ーザのシステムで動作するアプリケーションを保護する
ことにより、プログラムやコンテンツ、ネットワークサ
ービスの権利者の権利を保護することである。具体的に
は、（１）プログラムに実装されたアルゴリズムの保
護、（２）プログラムに埋め込まれたトレードシークレ
ットや、コンテンツの保護、（３）プログラム動作の改
変からの保護、の３つが挙げられる。
ーザのシステムで動作するアプリケーションを保護する
ことにより、プログラムやコンテンツ、ネットワークサ
ービスの権利者の権利を保護することである。具体的に
は、（１）プログラムに実装されたアルゴリズムの保
護、（２）プログラムに埋め込まれたトレードシークレ
ットや、コンテンツの保護、（３）プログラム動作の改
変からの保護、の３つが挙げられる。
【０００５】プログラムに実装されたアルゴリズムの保
護は、プログラムの権利者を保護するために必要であ
る。プログラムに埋め込まれたトレードシークレットの
保護は、プログラムが扱うコンテンツの不正コピーを防
止するために必要である。不正な改変からの保護は、た
とえばサービスプロバイダの権利を保護するために必要
である。
護は、プログラムの権利者を保護するために必要であ
る。プログラムに埋め込まれたトレードシークレットの
保護は、プログラムが扱うコンテンツの不正コピーを防
止するために必要である。不正な改変からの保護は、た
とえばサービスプロバイダの権利を保護するために必要
である。
【０００６】ネットワークサービスを利用するプログラ
ムが、課金情報をサーバとやりとりするようなアプリケ
ーションでは、特に、課金情報の送信動作を正しく実行
し、不正な改変を防止することが重要である。実際の例
として、ＰＣでＤＶＤを再生するプログラムが解析さ
れ、そこからＤＶＤの暗号を解読するためのトレードシ
ークレットが読みとられて不正にＤＶＤをコピーするプ
ログラム（ＤｅＣＳＳ）が作られたことはよく知られて
いる。
ムが、課金情報をサーバとやりとりするようなアプリケ
ーションでは、特に、課金情報の送信動作を正しく実行
し、不正な改変を防止することが重要である。実際の例
として、ＰＣでＤＶＤを再生するプログラムが解析さ
れ、そこからＤＶＤの暗号を解読するためのトレードシ
ークレットが読みとられて不正にＤＶＤをコピーするプ
ログラム（ＤｅＣＳＳ）が作られたことはよく知られて
いる。
【０００７】オープンシステムにおいて、単純にアプリ
ケーションプログラムの秘密を保護する機構は従来から
提案されているが、本件の出願人は、ひとつのシステム
上で複数のプログラム（複数の異なるプログラムベンダ
からのプログラムあるいは単一のベンダからの複数の異
なるプログラム）が擬似並列的に動かされる場合に、そ
の各々について、システムの資源を管理するＯＳからも
独立に秘密を保護する保護環境を提案してきた（特許出
願第２０００−３５３９８号、第２０００−１３５０１
０号、第２０００−３３３６３５号、第２００１−０２
４４８０号など）。このような保護環境を、「マルチパ
ーティアプリケーション保護環境」と呼ぶ。
ケーションプログラムの秘密を保護する機構は従来から
提案されているが、本件の出願人は、ひとつのシステム
上で複数のプログラム（複数の異なるプログラムベンダ
からのプログラムあるいは単一のベンダからの複数の異
なるプログラム）が擬似並列的に動かされる場合に、そ
の各々について、システムの資源を管理するＯＳからも
独立に秘密を保護する保護環境を提案してきた（特許出
願第２０００−３５３９８号、第２０００−１３５０１
０号、第２０００−３３３６３５号、第２００１−０２
４４８０号など）。このような保護環境を、「マルチパ
ーティアプリケーション保護環境」と呼ぶ。
【０００８】図１８は、一般的なマルチパーティのアプ
リケーション保護環境を示す。図１８において、ユーザ
１２が、複数のソフトウェアベンダ２１−１〜２１−ｎ
のうち、ベンダ１（２１−１）からプログラムをする購
入すると場合を例にとる。ユーザ１２が使用するシステ
ム２は、マイクロプロセッサＡを内蔵し、マイクロプロ
セッサＡは、このプロセッサに固有の秘密鍵Ａを有す
る。秘密鍵Ａに対応する公開鍵Ａは、公開されている。
リケーション保護環境を示す。図１８において、ユーザ
１２が、複数のソフトウェアベンダ２１−１〜２１−ｎ
のうち、ベンダ１（２１−１）からプログラムをする購
入すると場合を例にとる。ユーザ１２が使用するシステ
ム２は、マイクロプロセッサＡを内蔵し、マイクロプロ
セッサＡは、このプロセッサに固有の秘密鍵Ａを有す
る。秘密鍵Ａに対応する公開鍵Ａは、公開されている。
【０００９】ソフトウェアベンダ１はプログラム２２−
１を開発し、暗号鍵としてプログラム鍵１を選択し、平
文プログラム２２−１を暗号化して暗号プログラム２３
−１を作成する。次に、プログラム鍵１を、配布先シス
テム２のプロセッサＡに固有の公開鍵Ａで暗号化して、
配布鍵２５−１を作成する。
１を開発し、暗号鍵としてプログラム鍵１を選択し、平
文プログラム２２−１を暗号化して暗号プログラム２３
−１を作成する。次に、プログラム鍵１を、配布先シス
テム２のプロセッサＡに固有の公開鍵Ａで暗号化して、
配布鍵２５−１を作成する。
【００１０】図示はしないが、ソフトウェアベンダ１は
プログラム２２−１の他にも、複数の異なるプログラム
を開発しており、それぞれプログラムに応じたプログラ
ム鍵を選択して、暗号化プログラムと配布鍵を作成す
る。ここでは、説明の便宜上、ひとつのプログラムにつ
いて説明する。
プログラム２２−１の他にも、複数の異なるプログラム
を開発しており、それぞれプログラムに応じたプログラ
ム鍵を選択して、暗号化プログラムと配布鍵を作成す
る。ここでは、説明の便宜上、ひとつのプログラムにつ
いて説明する。
【００１１】ソフトウェアベンダ１は、暗号化したプロ
グラム２３−１と、暗号化した配布鍵２５−１とを、ネ
ットワークを介して、ターゲットシステム２に配信す
る。配信されたプログラム２３−１と配布鍵２５−１
は、システムの二次記憶（たとえば、ハードディスク）
７に格納される。プログラム２３−１は、実行コードと
データ（初期化データ等）を含み、実行時に、マイクロ
プロセッサ３の外にある外部メモリ８上に、暗号化され
たままの状態で読み込まれる。外部メモリ８上の暗号化
されたプログラムを保護プログラムと称する。
グラム２３−１と、暗号化した配布鍵２５−１とを、ネ
ットワークを介して、ターゲットシステム２に配信す
る。配信されたプログラム２３−１と配布鍵２５−１
は、システムの二次記憶（たとえば、ハードディスク）
７に格納される。プログラム２３−１は、実行コードと
データ（初期化データ等）を含み、実行時に、マイクロ
プロセッサ３の外にある外部メモリ８上に、暗号化され
たままの状態で読み込まれる。外部メモリ８上の暗号化
されたプログラムを保護プログラムと称する。
【００１２】マイクロプロセッサＡは、配布鍵２５−１
を読み込み、公開鍵Ａに対応する秘密鍵Ａによってこれ
を復号してプログラム鍵１を得る。鍵の復号処理はマイ
クロプロセッサ内の保護ロジック（コア）６で行なわれ
る。
を読み込み、公開鍵Ａに対応する秘密鍵Ａによってこれ
を復号してプログラム鍵１を得る。鍵の復号処理はマイ
クロプロセッサ内の保護ロジック（コア）６で行なわれ
る。
【００１３】次にマイクロプロセッサＡは、プログラム
鍵１によってプログラム１を復号してキャッシュメモリ
４に読み込む。復号とキャッシュメモリ３への読み込み
は、所定のキャッシュアルゴリズムにより、プログラム
の実行に従って、部分ごとに行われ、プログラム全体が
一度にキャッシュメモリ４に読み込まれるわけではな
い。キャッシュメモリ４に読み込まれたプログラムは平
文状態なので、暗号化されていない通常のプログラムと
同様にコア６で実行される。プログラム鍵１や平文プロ
グラムを扱う部分は、プロセッサＡのコア６によって行
なわれ、ＯＳが介在する余地はない。マイクロプロセッ
サ内にあるキャッシュメモリ４、秘密鍵５の内容は、プ
ロセッサの仕様に定められた操作を除いては、外部から
直接読み出すことはできない。
鍵１によってプログラム１を復号してキャッシュメモリ
４に読み込む。復号とキャッシュメモリ３への読み込み
は、所定のキャッシュアルゴリズムにより、プログラム
の実行に従って、部分ごとに行われ、プログラム全体が
一度にキャッシュメモリ４に読み込まれるわけではな
い。キャッシュメモリ４に読み込まれたプログラムは平
文状態なので、暗号化されていない通常のプログラムと
同様にコア６で実行される。プログラム鍵１や平文プロ
グラムを扱う部分は、プロセッサＡのコア６によって行
なわれ、ＯＳが介在する余地はない。マイクロプロセッ
サ内にあるキャッシュメモリ４、秘密鍵５の内容は、プ
ロセッサの仕様に定められた操作を除いては、外部から
直接読み出すことはできない。
【００１４】なお図示はしないが、キャッシュメモリ４
に格納された平文の情報について、ユーザが複数のプロ
グラムベンダ２１−１〜２１−ｎから、複数の異なるプ
ログラムを購入しても、それらのプログラムの間で、独
立に秘密が守られることを保証するために、キャッシュ
メモリ４のライン毎に、その平文情報がどの暗号鍵によ
って復号化された情報であるかを特定する識別子がつけ
られる。異なるプログラムベンダの、異なるプログラム
ごとにプログラム鍵はそれぞれ異なるので、キャッシュ
ラインにあるタスクと、それを復号した鍵とを対応付け
ることにより、プログラムの独立性は一応保証される。
に格納された平文の情報について、ユーザが複数のプロ
グラムベンダ２１−１〜２１−ｎから、複数の異なるプ
ログラムを購入しても、それらのプログラムの間で、独
立に秘密が守られることを保証するために、キャッシュ
メモリ４のライン毎に、その平文情報がどの暗号鍵によ
って復号化された情報であるかを特定する識別子がつけ
られる。異なるプログラムベンダの、異なるプログラム
ごとにプログラム鍵はそれぞれ異なるので、キャッシュ
ラインにあるタスクと、それを復号した鍵とを対応付け
ることにより、プログラムの独立性は一応保証される。
【００１５】
【発明が解決しようとする課題】（１）タスクの識別機
能を実現するには、各プログラムのプログラム鍵をタス
クＩＤに対応して保持するテーブルをマイクロプロセッ
サ内部に持つことが必要である。このようなテーブルの
設定を指示するのは、システムを管理するＯＳであり、
ＯＳプログラムからテーブルを操作する手段が必要とな
る。このテーブル操作手段は、当然、秘密保護の要求を
満たすものでなければならない。
能を実現するには、各プログラムのプログラム鍵をタス
クＩＤに対応して保持するテーブルをマイクロプロセッ
サ内部に持つことが必要である。このようなテーブルの
設定を指示するのは、システムを管理するＯＳであり、
ＯＳプログラムからテーブルを操作する手段が必要とな
る。このテーブル操作手段は、当然、秘密保護の要求を
満たすものでなければならない。
【００１６】また、タスク対応の鍵テーブルは秘密保護
の要となるが、資源の有限性やコストの関係上、テーブ
ルの量を無限に増やすことはできない。このため、ある
テーブルのエントリをどのプログラムに割り当てるか、
エントリをどのように再利用するかは、システムユーザ
の意向に従って、ＯＳが管理する必要がある。
の要となるが、資源の有限性やコストの関係上、テーブ
ルの量を無限に増やすことはできない。このため、ある
テーブルのエントリをどのプログラムに割り当てるか、
エントリをどのように再利用するかは、システムユーザ
の意向に従って、ＯＳが管理する必要がある。
【００１７】このようなＯＳの操作は、秘密保護に欠陥
をもたらす可能性がある。例えば、あるプログラム鍵Ｘ
にタスクＩＤ＃１を割り当てた状態の時、ＯＳが別のプ
ログラム鍵Ｙに同一のタスクＩＤ＃１を再割当したとす
る。このとき、キャッシュメモリにタスクＩＤ＃１のタ
グが付与されたキャッシュラインが残っていると、その
データは、プログラム鍵Ｙに対応するプログラムから読
みとることができる。これは秘密保護の原則に違反す
る。
をもたらす可能性がある。例えば、あるプログラム鍵Ｘ
にタスクＩＤ＃１を割り当てた状態の時、ＯＳが別のプ
ログラム鍵Ｙに同一のタスクＩＤ＃１を再割当したとす
る。このとき、キャッシュメモリにタスクＩＤ＃１のタ
グが付与されたキャッシュラインが残っていると、その
データは、プログラム鍵Ｙに対応するプログラムから読
みとることができる。これは秘密保護の原則に違反す
る。
【００１８】そこで、第１の課題として、このような違
反を防止するためのタスク状態管理とテーブル管理の機
構を提供する。
反を防止するためのタスク状態管理とテーブル管理の機
構を提供する。
【００１９】（２）プログラムの暗号化には、キャッシ
ュライン単位で復号処理が完結するような方法と、ある
ひとつのキャッシュラインの復号に複数のキャッシュラ
インのデータが必要な方法の２種類がある。前者はメモ
リ容量やライン単位の入れ替えにさほど影響しないが、
後者には、以下の問題がある。
ュライン単位で復号処理が完結するような方法と、ある
ひとつのキャッシュラインの復号に複数のキャッシュラ
インのデータが必要な方法の２種類がある。前者はメモ
リ容量やライン単位の入れ替えにさほど影響しないが、
後者には、以下の問題がある。
【００２０】キャッシュラインの復号に複数のキャッシ
ュラインのデータを必要とする方法では、メモリへのラ
ンダムアクセスが発生する場合、必要なメモリ領域の前
後のメモリ領域も読み込まなければならない。このた
め、大きなオーバヘッドが発生する。
ュラインのデータを必要とする方法では、メモリへのラ
ンダムアクセスが発生する場合、必要なメモリ領域の前
後のメモリ領域も読み込まなければならない。このた
め、大きなオーバヘッドが発生する。
【００２１】また、復号結果は隣接するラインのデータ
に依存するため、いわゆるブロック交換攻撃の可能性が
ある。ブロック交換攻撃とは、同一の秘密に基づいて暗
号化されたブロック情報を、攻撃者が適切に入れ換える
ことにより、システムの状態を攻撃者の意図するように
変更する攻撃を意味する。たとえば、攻撃者が、あるア
ドレスＸに配置されていたラインＰが課金動作に対応す
る部分であることを、通信のタイミングなどから知った
とする。そして、同一のプログラム鍵で暗号化された別
のラインＱを実行しても、プログラムの提供するサービ
スに悪影響がないことを、知っていたとする。このと
き、ラインＰをラインＱで置き換えれば、攻撃者はプロ
グラムのサービスに影響なく、課金だけを逃れることが
できる。同様の攻撃は、プログラムが扱うデータにも適
用可能である。
に依存するため、いわゆるブロック交換攻撃の可能性が
ある。ブロック交換攻撃とは、同一の秘密に基づいて暗
号化されたブロック情報を、攻撃者が適切に入れ換える
ことにより、システムの状態を攻撃者の意図するように
変更する攻撃を意味する。たとえば、攻撃者が、あるア
ドレスＸに配置されていたラインＰが課金動作に対応す
る部分であることを、通信のタイミングなどから知った
とする。そして、同一のプログラム鍵で暗号化された別
のラインＱを実行しても、プログラムの提供するサービ
スに悪影響がないことを、知っていたとする。このと
き、ラインＰをラインＱで置き換えれば、攻撃者はプロ
グラムのサービスに影響なく、課金だけを逃れることが
できる。同様の攻撃は、プログラムが扱うデータにも適
用可能である。
【００２２】すべてのブロック毎に個別の鍵を与えれば
上記の問題は解決できるが、配布鍵にブロックごとの個
別暗号鍵を格納すると、配布鍵を公開鍵で暗号化するア
ルゴリズムが膨大になり、復号化処理のオーバヘッドを
引き起こす。また、そのような鍵を管理する膨大な容量
のテーブルをマイクロプロセッサ内部に必要とし、鍵の
配布、管理コストの面で現実的ではない。
上記の問題は解決できるが、配布鍵にブロックごとの個
別暗号鍵を格納すると、配布鍵を公開鍵で暗号化するア
ルゴリズムが膨大になり、復号化処理のオーバヘッドを
引き起こす。また、そのような鍵を管理する膨大な容量
のテーブルをマイクロプロセッサ内部に必要とし、鍵の
配布、管理コストの面で現実的ではない。
【００２３】さらに、一般にプログラムは、あらかじめ
配置されるアドレスが常に一定であるわけではなく、タ
ーゲットシステムの構成（他のプログラムと共有するラ
イブラリや共有メモリの構成）によって、配置されるア
ドレスが変更されることがある。これをリロケーション
と呼ぶ。ブロックごとの暗号化を行う場合、リロケーシ
ョンの問題を考慮しなければならない。
配置されるアドレスが常に一定であるわけではなく、タ
ーゲットシステムの構成（他のプログラムと共有するラ
イブラリや共有メモリの構成）によって、配置されるア
ドレスが変更されることがある。これをリロケーション
と呼ぶ。ブロックごとの暗号化を行う場合、リロケーシ
ョンの問題を考慮しなければならない。
【００２４】そこで、第２の課題として、処理オーバヘ
ッドが小さく、データ交換攻撃を困難にし、リロケーシ
ョンをも考慮した秘密情報管理能力を有するマイクロプ
ロセッサを提供する。
ッドが小さく、データ交換攻撃を困難にし、リロケーシ
ョンをも考慮した秘密情報管理能力を有するマイクロプ
ロセッサを提供する。
【００２５】（３）プログラム（実行コード）、デー
タ、コンテキスト情報は、アプリケーションの３要素で
あるが、これらはプロセッサ内部での取り扱い違いがあ
る。実行コードとデータでプログラム本体を成し、コン
テキストは、タスクの実行が中断されたときにタスクを
再開するためにメモリ上に保存される状態情報である。
タ、コンテキスト情報は、アプリケーションの３要素で
あるが、これらはプロセッサ内部での取り扱い違いがあ
る。実行コードとデータでプログラム本体を成し、コン
テキストは、タスクの実行が中断されたときにタスクを
再開するためにメモリ上に保存される状態情報である。
【００２６】一般にマイクロプロセッサ内部のプログラ
ムは書き換えられることはないが、キャッシュ上のデー
タに変更があればデータは外部メモリへと書き戻され
る。
ムは書き換えられることはないが、キャッシュ上のデー
タに変更があればデータは外部メモリへと書き戻され
る。
【００２７】また、プログラムやデータはキャッシュラ
イン単位でアクセスされるが、コンテキスト情報は、単
一のキャッシュラインでは格納できないほどのサイズに
なることが多い。コンテキスト切り替えのときは、複数
のキャッシュラインにまたがる情報がまとめて読み書き
される。
イン単位でアクセスされるが、コンテキスト情報は、単
一のキャッシュラインでは格納できないほどのサイズに
なることが多い。コンテキスト切り替えのときは、複数
のキャッシュラインにまたがる情報がまとめて読み書き
される。
【００２８】性質の異なるこれらの情報を外部メモリと
やりとりする際には、それぞれ暗号処理が必要になる
が、その一方でハードウェアコストの削減が望まれる。
やりとりする際には、それぞれ暗号処理が必要になる
が、その一方でハードウェアコストの削減が望まれる。
【００２９】そこで、第３の課題として、これらの情報
に対する暗号処理ハードウェアを共通化できるマイクロ
プロセッサを提供する。
に対する暗号処理ハードウェアを共通化できるマイクロ
プロセッサを提供する。
【００３０】
【課題を解決するための手段】第１の課題を解決するた
めに、実際にキャッシュラインにあるタスクの識別子
と、ＯＳにより割り当てられたタスクの識別子とを比較
して、一致するときにのみそのキャッシュラインへのア
クセスを許可し、一致しないときは、キャッシュライン
の内容を廃棄する。
めに、実際にキャッシュラインにあるタスクの識別子
と、ＯＳにより割り当てられたタスクの識別子とを比較
して、一致するときにのみそのキャッシュラインへのア
クセスを許可し、一致しないときは、キャッシュライン
の内容を廃棄する。
【００３１】これを実現するために、マイクロプロセッ
サは、複数の状態を取り得るタスクに識別子を付与し、
タスク識別子と対応してタスクの状態を保持するタスク
状態テーブルと、現在実行中のタスク識別子を保持する
タスクレジスタと、タスクの要求があったときに、外部
メモリに所定のプログラム鍵で暗号化された状態で格納
されているプログラムをキャッシュライン単位に読み込
むインターフェイスと、プログラム鍵に基づきキャッシ
ュラインごとに復号鍵を生成し、読み込まれた内容を復
号する暗号処理部と、各々がタグを有する複数のキャッ
シュラインから構成され、キャッシュラインごとに、そ
のキャッシュラインの復号に用いられた復号鍵に対応す
るタスク識別子をタグに保持する第１のキャッシュメモ
リと、キャッシュラインのタグに保持されたタスク識別
子と、前記タスクレジスタの値を比較し、値が一致しな
い場合にキャッシュラインの内容を廃棄するアクセス検
証部とを備える。
サは、複数の状態を取り得るタスクに識別子を付与し、
タスク識別子と対応してタスクの状態を保持するタスク
状態テーブルと、現在実行中のタスク識別子を保持する
タスクレジスタと、タスクの要求があったときに、外部
メモリに所定のプログラム鍵で暗号化された状態で格納
されているプログラムをキャッシュライン単位に読み込
むインターフェイスと、プログラム鍵に基づきキャッシ
ュラインごとに復号鍵を生成し、読み込まれた内容を復
号する暗号処理部と、各々がタグを有する複数のキャッ
シュラインから構成され、キャッシュラインごとに、そ
のキャッシュラインの復号に用いられた復号鍵に対応す
るタスク識別子をタグに保持する第１のキャッシュメモ
リと、キャッシュラインのタグに保持されたタスク識別
子と、前記タスクレジスタの値を比較し、値が一致しな
い場合にキャッシュラインの内容を廃棄するアクセス検
証部とを備える。
【００３２】第２の課題を解決するために、少ない秘密
に基づいてブロックごとに異なる鍵で復号することを可
能にする。これを実現するために、マイクロプロセッサ
は、以下を備える。
に基づいてブロックごとに異なる鍵で復号することを可
能にする。これを実現するために、マイクロプロセッサ
は、以下を備える。
【００３３】（ａ）それぞれ固有のプログラム鍵に基づ
いて暗号化された複数のプログラムが格納されている外
部メモリのアドレスを指定して、読み出し要求を発行す
るプロセッサコア； （ｂ）プロセッサコアの読み出し要求に応じて、外部メ
モリの指定されたアドレスのデータブロックを読み出す
インターフェイス； （ｃ）プログラムの実行制御単位であるタスクごとに与
えられるタスク識別子に対応して、プログラム鍵を保持
するタスク鍵テーブル； （ｄ）タスク識別子ごとに、プログラムが配置された先
頭アドレスをオフセット値として保持するオフセットテ
ーブル； （ｅ）読み出し要求により指定されたアドレスと、オフ
セットテーブルのタスク識別子で指定されるオフセット
値とから相対アドレス値を計算し、この相対アドレス値
を、プログラム鍵で暗号化したブロック対応鍵を生成す
る鍵生成部； （ｆ）読み出されたデータブロックを、ブロック対応鍵
により復号化する暗号処理部；および （ｇ）復号化されたデータブロックをキャッシュライン
単位に読み込むキャッシュメモリ。
いて暗号化された複数のプログラムが格納されている外
部メモリのアドレスを指定して、読み出し要求を発行す
るプロセッサコア； （ｂ）プロセッサコアの読み出し要求に応じて、外部メ
モリの指定されたアドレスのデータブロックを読み出す
インターフェイス； （ｃ）プログラムの実行制御単位であるタスクごとに与
えられるタスク識別子に対応して、プログラム鍵を保持
するタスク鍵テーブル； （ｄ）タスク識別子ごとに、プログラムが配置された先
頭アドレスをオフセット値として保持するオフセットテ
ーブル； （ｅ）読み出し要求により指定されたアドレスと、オフ
セットテーブルのタスク識別子で指定されるオフセット
値とから相対アドレス値を計算し、この相対アドレス値
を、プログラム鍵で暗号化したブロック対応鍵を生成す
る鍵生成部； （ｆ）読み出されたデータブロックを、ブロック対応鍵
により復号化する暗号処理部；および （ｇ）復号化されたデータブロックをキャッシュライン
単位に読み込むキャッシュメモリ。
【００３４】また、タスクの実行中断の際に、プログラ
ムやデータが配置される物理アドレスは、しばしばシス
テムの資源管理によって変更される（リロケーション）
が、ブロックごとに暗号化されたプログラムを復号して
正常に実行するためには、情報は一定のアドレス空間に
配置される必要がある。そこで、ターゲットアドレスと
プログラムの開始アドレス（オフセットアドレス）との
差で表わされる相対アドレスを計算するときは、仮想ア
ドレスを用いる。
ムやデータが配置される物理アドレスは、しばしばシス
テムの資源管理によって変更される（リロケーション）
が、ブロックごとに暗号化されたプログラムを復号して
正常に実行するためには、情報は一定のアドレス空間に
配置される必要がある。そこで、ターゲットアドレスと
プログラムの開始アドレス（オフセットアドレス）との
差で表わされる相対アドレスを計算するときは、仮想ア
ドレスを用いる。
【００３５】これによって、ブロック入れ替えを効果的
に防止するとともいに、制限ある物理メモリを効率よく
利用することができる。
に防止するとともいに、制限ある物理メモリを効率よく
利用することができる。
【００３６】第３の課題を解決するために、マイクロプ
ロセッサは、（ａ）外部メモリに暗号化された状態で格
納されているプログラムの実行コードおよびデータをキ
ャッシュラインごとに取り込むインターフェイスと、
（ｂ）プログラムの開始アドレスであるオフセット値を
保持するオフセットテーブルを有し、実行コードを平文
状態でキャッシュラインごとに保持する第１のキャッシ
ュと、（ｃ）データのアドレス範囲を保持するアドレス
範囲レジスタを有し、データを平文状態でキャッシュラ
インごとに保持する第２のキャッシュと、（ｄ）第１お
よび第２のキャッシュに共通バスを介して接続され、プ
ログラムの暗号化に用いた暗号鍵を保持する鍵値テーブ
ルと、（ｅ）第１および第２のキャッシュバスおよび鍵
値テーブルに共通バスを介して接続され、鍵値テーブル
と第１のキャッシュから暗号鍵とオフセット値をそれぞ
れ受け取り、この暗号鍵とオフセット値に基づいて実行
コードを復号化して第１のキャッシュに供給し、鍵値テ
ーブルと第２のキャッシュから暗号鍵とアドレス範囲を
それぞれ受け取って、暗号鍵とアドレス範囲に基づきデ
ータを復号化して第２のキャッシュに供給する暗号処理
部とを備える。この構成により、キャッシュ間で共有さ
れる効率的な暗号処理構造を有するマイクロプロセッサ
が実現される。
ロセッサは、（ａ）外部メモリに暗号化された状態で格
納されているプログラムの実行コードおよびデータをキ
ャッシュラインごとに取り込むインターフェイスと、
（ｂ）プログラムの開始アドレスであるオフセット値を
保持するオフセットテーブルを有し、実行コードを平文
状態でキャッシュラインごとに保持する第１のキャッシ
ュと、（ｃ）データのアドレス範囲を保持するアドレス
範囲レジスタを有し、データを平文状態でキャッシュラ
インごとに保持する第２のキャッシュと、（ｄ）第１お
よび第２のキャッシュに共通バスを介して接続され、プ
ログラムの暗号化に用いた暗号鍵を保持する鍵値テーブ
ルと、（ｅ）第１および第２のキャッシュバスおよび鍵
値テーブルに共通バスを介して接続され、鍵値テーブル
と第１のキャッシュから暗号鍵とオフセット値をそれぞ
れ受け取り、この暗号鍵とオフセット値に基づいて実行
コードを復号化して第１のキャッシュに供給し、鍵値テ
ーブルと第２のキャッシュから暗号鍵とアドレス範囲を
それぞれ受け取って、暗号鍵とアドレス範囲に基づきデ
ータを復号化して第２のキャッシュに供給する暗号処理
部とを備える。この構成により、キャッシュ間で共有さ
れる効率的な暗号処理構造を有するマイクロプロセッサ
が実現される。
【００３７】
【発明の実施の形態】以下、図面を参照しながら本発明
の実施の形態を説明する。
の実施の形態を説明する。
【００３８】図１は、本発明が適用されるマルチパーテ
ィのアプリケーション保護環境を説明するための図であ
る。
ィのアプリケーション保護環境を説明するための図であ
る。
【００３９】ソフトウェアベンダ１２１は、プログラム
１２２を作製し、これをユーザ１１２のシステム１０２
に内蔵されるマイクロプロセッサＡに配布する。配布す
るプログラムを保護するため、平文プログラム１２２を
暗号化する。
１２２を作製し、これをユーザ１１２のシステム１０２
に内蔵されるマイクロプロセッサＡに配布する。配布す
るプログラムを保護するため、平文プログラム１２２を
暗号化する。
【００４０】具体的には、実行コードと、初期化済デー
タ等のデータで構成されるプログラムを、ソフトウェア
ベンダ１２１が選択したプログラム鍵で暗号化し、暗号
化に用いたプログラム鍵を、ターゲットシステム１０２
のプロセッサＡの公開鍵Ａで暗号化して配布鍵を生成す
る。
タ等のデータで構成されるプログラムを、ソフトウェア
ベンダ１２１が選択したプログラム鍵で暗号化し、暗号
化に用いたプログラム鍵を、ターゲットシステム１０２
のプロセッサＡの公開鍵Ａで暗号化して配布鍵を生成す
る。
【００４１】このとき、ソフトウェアベンダ１２１は、
プログラムや初期化データを複数のブロックに分割し、
ブロックごとに異なる鍵で暗号化する。ただし、ベンダ
１２１は、ブロック数に応じた数の鍵を選択するのでは
なく、複数の鍵を生成するための基本となる定数Ｃｘ
と、Ｃｘに基づいて生成された複数の鍵を暗号化する鍵
Ｋｘの２つだけを選択すればよい。詳細は後述するが、
この２つの定数を基にして、ブロックごとに異なる鍵で
暗号化し、暗号化プログラム１２３を生成する。そし
て、ＣｘとＫｘをプロセッサＡの公開鍵Ａで暗号化し
て、配布鍵Ｋｘ[Ａ]、Ｃｘ[Ａ]を作製する。
プログラムや初期化データを複数のブロックに分割し、
ブロックごとに異なる鍵で暗号化する。ただし、ベンダ
１２１は、ブロック数に応じた数の鍵を選択するのでは
なく、複数の鍵を生成するための基本となる定数Ｃｘ
と、Ｃｘに基づいて生成された複数の鍵を暗号化する鍵
Ｋｘの２つだけを選択すればよい。詳細は後述するが、
この２つの定数を基にして、ブロックごとに異なる鍵で
暗号化し、暗号化プログラム１２３を生成する。そし
て、ＣｘとＫｘをプロセッサＡの公開鍵Ａで暗号化し
て、配布鍵Ｋｘ[Ａ]、Ｃｘ[Ａ]を作製する。
【００４２】なお、図１では、説明の便宜上、単一のソ
フトウェアベンダしか描いていないが、マルチパーティ
の環境を想定しているので、ユーザ１１２は、複数のベ
ンダから、それぞれブロック暗号化プログラムを購入
し、システム１０２に格納するものとする。
フトウェアベンダしか描いていないが、マルチパーティ
の環境を想定しているので、ユーザ１１２は、複数のベ
ンダから、それぞれブロック暗号化プログラムを購入
し、システム１０２に格納するものとする。
【００４３】配布されたブロック暗号化プログラムは、
配布鍵とともに、いったんハードドライブディスクなど
の二次記憶１０７に格納され、実行時にメモリ１０８に
確保された領域１０９−１に読み込まれる。このメモリ
への読み込みは、システム１０２の資源を管理するＯＳ
１１０によって行われる。プログラム本体と配布鍵は同
一のファイルに格納しても良いし、別々のファイルに格
納してもよい。メモリ１０８は、同じベンダ１２１によ
る別のプログラムや、その他のベンダからのプログラム
のための領域１０９−ｎも有するが，説明の便宜上、こ
れらについては省略する。
配布鍵とともに、いったんハードドライブディスクなど
の二次記憶１０７に格納され、実行時にメモリ１０８に
確保された領域１０９−１に読み込まれる。このメモリ
への読み込みは、システム１０２の資源を管理するＯＳ
１１０によって行われる。プログラム本体と配布鍵は同
一のファイルに格納しても良いし、別々のファイルに格
納してもよい。メモリ１０８は、同じベンダ１２１によ
る別のプログラムや、その他のベンダからのプログラム
のための領域１０９−ｎも有するが，説明の便宜上、こ
れらについては省略する。
【００４４】プロセッサＡは、配布鍵１２５を読み込
み、秘密鍵Ａを用いて、保護ロジック１０６で配布鍵を
復号する。復号した鍵で、メモリ１０８に配置された暗
号化プログラムを、ブロック単位でキャッシュメモリ１
０４に読み込み、ブロックごとに復号化する。このと
き、プロセッサＡの特徴として、限られた数の秘密、た
とえば２つの定数Ｋｘ、Ｃｘから、複数の暗号ブロック
の各々に対応したブロック対応鍵を生成して、ブロック
単位で復号する能力を有する。
み、秘密鍵Ａを用いて、保護ロジック１０６で配布鍵を
復号する。復号した鍵で、メモリ１０８に配置された暗
号化プログラムを、ブロック単位でキャッシュメモリ１
０４に読み込み、ブロックごとに復号化する。このと
き、プロセッサＡの特徴として、限られた数の秘密、た
とえば２つの定数Ｋｘ、Ｃｘから、複数の暗号ブロック
の各々に対応したブロック対応鍵を生成して、ブロック
単位で復号する能力を有する。
【００４５】図２は、図１に示すマイクロプロセッサＡ
のハードウェア構成図である。プロセッサＡは、プロセ
ッサパッケージ２００の中に、コア９０２、命令キャッ
シュ９０３、データキャッシュ９０４、これらのキャッ
シュで共有される高速暗号鍵処理モジュール（ＦＣＭ：
Fast Ciphering Module）９１１、鍵値テーブル（ＫＶ
Ｔ：key value table）９１２、配布鍵管理モジュール
９１３、バスインターフェイス（ＢＩＵ）９０６を有す
る。これらは、内部バス９０５で互いに接続されてい
る。
のハードウェア構成図である。プロセッサＡは、プロセ
ッサパッケージ２００の中に、コア９０２、命令キャッ
シュ９０３、データキャッシュ９０４、これらのキャッ
シュで共有される高速暗号鍵処理モジュール（ＦＣＭ：
Fast Ciphering Module）９１１、鍵値テーブル（ＫＶ
Ｔ：key value table）９１２、配布鍵管理モジュール
９１３、バスインターフェイス（ＢＩＵ）９０６を有す
る。これらは、内部バス９０５で互いに接続されてい
る。
【００４６】コア９０２、高速暗号鍵処理モジュール９
１１、鍵値テーブル９１２、配布鍵管理モジュール９１
３で、図１の保護ロジックを構成する。
１１、鍵値テーブル９１２、配布鍵管理モジュール９１
３で、図１の保護ロジックを構成する。
【００４７】コア９０２は、レジスタアレイ９１５とタ
スクスイッチャー９１４を有する。タスクスイッチャー
９１４は、タスクの切り替え、すなわち割り込み発生時
のコンテキストの保存、復帰を実行する。コンテキスト
は、タスクの実行に対応して生成され、タスクと対応し
て管理される。これを実現するために、タスクスイッチ
ャー９１４は、内部にタスク状態テーブル９２１と、ハ
ッシュ計算部９２２を有する。タスク状態テーブル９２
１は、後述するように、タスクＩＤと対応付けてタスク
状態を保持する。また、図示はしないが、コア９０２
は、レジスタアレイにあるコンテキストの変更通知や、
配布鍵設定命令などを発する。
スクスイッチャー９１４を有する。タスクスイッチャー
９１４は、タスクの切り替え、すなわち割り込み発生時
のコンテキストの保存、復帰を実行する。コンテキスト
は、タスクの実行に対応して生成され、タスクと対応し
て管理される。これを実現するために、タスクスイッチ
ャー９１４は、内部にタスク状態テーブル９２１と、ハ
ッシュ計算部９２２を有する。タスク状態テーブル９２
１は、後述するように、タスクＩＤと対応付けてタスク
状態を保持する。また、図示はしないが、コア９０２
は、レジスタアレイにあるコンテキストの変更通知や、
配布鍵設定命令などを発する。
【００４８】命令キャッシュ９０３は、プログラムの実
行コードをキャッシュする。通常のアドレスを識別する
キャッシュタグに加え、保護タスクを識別するタグも付
けられ、マイクロプロセッサの内部データでアプリケー
ションの独立性を保証する。なお、図２には図示しない
が、後述するように，命令キャッシュは、プログラム
（実行コード）やデータの開始アドレス（オフセット）
を記述するオフセットテーブル１２０７（図９参照）を
内部に有する。
行コードをキャッシュする。通常のアドレスを識別する
キャッシュタグに加え、保護タスクを識別するタグも付
けられ、マイクロプロセッサの内部データでアプリケー
ションの独立性を保証する。なお、図２には図示しない
が、後述するように，命令キャッシュは、プログラム
（実行コード）やデータの開始アドレス（オフセット）
を記述するオフセットテーブル１２０７（図９参照）を
内部に有する。
【００４９】データキャッシュ９０４は、プログラムの
初期化データ、スタックデータ、ダイナミックデータな
ど、プログラムに関連する種々の情報をキャッシュす
る。
初期化データ、スタックデータ、ダイナミックデータな
ど、プログラムに関連する種々の情報をキャッシュす
る。
【００５０】高速（対称）鍵暗号処理モジュール９１１
は、鍵生成モジュール１３１２と暗号処理モジュール１
３１３を有する。鍵生成モジュール１３１２は、内部バ
ス９０５を通じてブロックの鍵と、処理対象ブロックの
相対アドレス値を取得し、後述する方法でブロックごと
に対応する暗号鍵を生成する。暗号処理モジュール１３
１３は、生成されたブロックごとの暗号鍵により、対応
するブロックの暗号／復号処理を実行する。ブロックの
暗号処理には複数クロックを要するので、複数のモジュ
ールを並列処理するためのディスパッチャも含む。
は、鍵生成モジュール１３１２と暗号処理モジュール１
３１３を有する。鍵生成モジュール１３１２は、内部バ
ス９０５を通じてブロックの鍵と、処理対象ブロックの
相対アドレス値を取得し、後述する方法でブロックごと
に対応する暗号鍵を生成する。暗号処理モジュール１３
１３は、生成されたブロックごとの暗号鍵により、対応
するブロックの暗号／復号処理を実行する。ブロックの
暗号処理には複数クロックを要するので、複数のモジュ
ールを並列処理するためのディスパッチャも含む。
【００５１】鍵値テーブル（ＫＶＴ）９１２は、キャッ
シュから送られてくるテーブルＩＤ情報に基づいてテー
ブルを検索し、鍵の値を高速暗号鍵処理モジュール９１
１に供給する。
シュから送られてくるテーブルＩＤ情報に基づいてテー
ブルを検索し、鍵の値を高速暗号鍵処理モジュール９１
１に供給する。
【００５２】配布鍵管理モジュール９１３は、配布鍵の
公開鍵復号化および復号化結果のテーブルをセットアッ
プする。
公開鍵復号化および復号化結果のテーブルをセットアッ
プする。
【００５３】マイクロプロセッサはまた、点線の矢印で
示すように、タスクチャンネル９１６を有し、コア９０
２から他のモジュールへ、現在実行中のタスク、および
コンテキスト保存されるタスクの情報を伝達する。マイ
クロプロセッサのパッケージの外に外部メモリとしての
ＲＡＭ９０７，周辺回路を接続するいわゆるサウスブリ
ッジ９０８があり、バスインターフェイス９０５で、内
部バス９０５と外部メモリ９０７やサウスブリッジ９０
８との間のデータ転送、バッファリングを行なう。
示すように、タスクチャンネル９１６を有し、コア９０
２から他のモジュールへ、現在実行中のタスク、および
コンテキスト保存されるタスクの情報を伝達する。マイ
クロプロセッサのパッケージの外に外部メモリとしての
ＲＡＭ９０７，周辺回路を接続するいわゆるサウスブリ
ッジ９０８があり、バスインターフェイス９０５で、内
部バス９０５と外部メモリ９０７やサウスブリッジ９０
８との間のデータ転送、バッファリングを行なう。
【００５４】図３は、プログラムをブロックごとに暗号
化する手順を説明する図である。この処理は、図１のソ
フトウェアベンダ１２１のブロック対応暗号処理部１２
６によって行われる。
化する手順を説明する図である。この処理は、図１のソ
フトウェアベンダ１２１のブロック対応暗号処理部１２
６によって行われる。
【００５５】ソフトウェアベンダが開発した平文のアプ
リケーションプログラムのプログラム領域１００１は、
１２８ビット（１６バイト）を単位とする複数のブロッ
ク０〜ブロックｎで構成されている。この領域全体に対
して、あらかじめ２つの定数ＫｘとＣｘが選択されてい
る。
リケーションプログラムのプログラム領域１００１は、
１２８ビット（１６バイト）を単位とする複数のブロッ
ク０〜ブロックｎで構成されている。この領域全体に対
して、あらかじめ２つの定数ＫｘとＣｘが選択されてい
る。
【００５６】まず、定数Ｃｘと、プログラムの先頭から
見た相対的は各ブロックの先頭アドレスとの和を求め
る。たとえば最初のブロック０の先頭バイトは０である
から、Ｃｘ＋０が計算される（Ｓ１００２−０）。Ｃｘ
＋０の値は、秘密鍵Ｋｘで暗号化され、ブロック対応鍵
Ｋｖ０が生成される（Ｓ１００３−０）。平文ブロック
１００１−０は、このブロック対応鍵Ｋｖ０で暗号化さ
れ（Ｓ１００４−０）、暗号ブロック１００５−０が生
成される。
見た相対的は各ブロックの先頭アドレスとの和を求め
る。たとえば最初のブロック０の先頭バイトは０である
から、Ｃｘ＋０が計算される（Ｓ１００２−０）。Ｃｘ
＋０の値は、秘密鍵Ｋｘで暗号化され、ブロック対応鍵
Ｋｖ０が生成される（Ｓ１００３−０）。平文ブロック
１００１−０は、このブロック対応鍵Ｋｖ０で暗号化さ
れ（Ｓ１００４−０）、暗号ブロック１００５−０が生
成される。
【００５７】同様に、２番目のブロック１の先頭バイト
は１６バイトであるから、プログラムの先頭からみた相
対アドレスは１６となり、Ｃｘ＋１６を計算する（Ｓ１
００２−１）。ｎ＋１番目のブロックｎの相対アドレス
は１６ｎであり、Ｃｘ＋１６ｎを求める（Ｓ１００２−
ｎ）。これらの値をＫｘで暗号化して、対応するブロッ
クの暗号鍵Ｋｖ１〜Ｋｖｎを生成する（Ｓ１００４−１
〜Ｓ１００４−ｎ）。各暗号鍵で平文ブロック１〜ｎを
暗号化し、暗号ブロック１００５−１〜１００５−ｎを
生成する。
は１６バイトであるから、プログラムの先頭からみた相
対アドレスは１６となり、Ｃｘ＋１６を計算する（Ｓ１
００２−１）。ｎ＋１番目のブロックｎの相対アドレス
は１６ｎであり、Ｃｘ＋１６ｎを求める（Ｓ１００２−
ｎ）。これらの値をＫｘで暗号化して、対応するブロッ
クの暗号鍵Ｋｖ１〜Ｋｖｎを生成する（Ｓ１００４−１
〜Ｓ１００４−ｎ）。各暗号鍵で平文ブロック１〜ｎを
暗号化し、暗号ブロック１００５−１〜１００５−ｎを
生成する。
【００５８】図３では、暗号化処理Ｓ１００３−０〜Ｓ
１００３−ｎや、Ｓ１００４−０〜Ｓ１００４−ｎを独
立に示してあるが、ひとつの暗号化処理に与えるパラメ
ータを変えて繰り返し使ってもよいし、ソフトウェアで
実現してもよい。
１００３−ｎや、Ｓ１００４−０〜Ｓ１００４−ｎを独
立に示してあるが、ひとつの暗号化処理に与えるパラメ
ータを変えて繰り返し使ってもよいし、ソフトウェアで
実現してもよい。
【００５９】図３に示す暗号化方法によれば、プログラ
ムベンダ１２１は、ターゲットシステム１０２でプログ
ラムが配置される絶対アドレスを意識せずに、暗号処理
することができる。プログラムベンダは絶対アドレス値
を予想することはできないので、絶対アドレス値に基づ
いてブロック対応鍵を生成しようとすると、ターゲット
システム１０２からあらかじめプログラムが配置される
絶対アドレスの通知を受けてから、配置アドレス対応の
暗号化プログラム本体を作成するか、配置アドレス対応
の暗号化プログラム本体を無数に配布しなければならな
い。いずれの場合もプログラム本体の配布コストが著し
く大きくなる。
ムベンダ１２１は、ターゲットシステム１０２でプログ
ラムが配置される絶対アドレスを意識せずに、暗号処理
することができる。プログラムベンダは絶対アドレス値
を予想することはできないので、絶対アドレス値に基づ
いてブロック対応鍵を生成しようとすると、ターゲット
システム１０２からあらかじめプログラムが配置される
絶対アドレスの通知を受けてから、配置アドレス対応の
暗号化プログラム本体を作成するか、配置アドレス対応
の暗号化プログラム本体を無数に配布しなければならな
い。いずれの場合もプログラム本体の配布コストが著し
く大きくなる。
【００６０】図３の方法では、配布しなければならない
秘密は鍵Ｋｘと定数Ｃｘのみであり、かつ、各ブロック
の相対アドレスを使用して複数ブロック対応の暗号鍵を
生成するので、ソフトウェアベンダ側の処理負担が軽減
され、経済性も満たされる。
秘密は鍵Ｋｘと定数Ｃｘのみであり、かつ、各ブロック
の相対アドレスを使用して複数ブロック対応の暗号鍵を
生成するので、ソフトウェアベンダ側の処理負担が軽減
され、経済性も満たされる。
【００６１】こうして暗号化された各ブロック１００５
−０〜１００５−ｎは、配布鍵Ｋｘ[Ａ]，Ｃｘ[Ａ]とと
もに、ターゲットシステム１０２に送られる。ターゲッ
トシステムでは、秘密情報Ｋｘ、Ｃｘと、ブロックの相
対アドレス値さえ与えられれば、マイクロプロセッサ内
で、他のブロックのデータや配置されたメモリの絶対番
地に依存せず、各ブロック独立に復号することができ
る。
−０〜１００５−ｎは、配布鍵Ｋｘ[Ａ]，Ｃｘ[Ａ]とと
もに、ターゲットシステム１０２に送られる。ターゲッ
トシステムでは、秘密情報Ｋｘ、Ｃｘと、ブロックの相
対アドレス値さえ与えられれば、マイクロプロセッサ内
で、他のブロックのデータや配置されたメモリの絶対番
地に依存せず、各ブロック独立に復号することができ
る。
【００６２】これは、メモリへのランダムアクセスを特
徴とする現在のコンピュータアーキテクチャおよびアプ
リケーションプログラムのリロケーションを前提とした
現在のＯＳに効率よく適合する。
徴とする現在のコンピュータアーキテクチャおよびアプ
リケーションプログラムのリロケーションを前提とした
現在のＯＳに効率よく適合する。
【００６３】また、たとえ攻撃者が、ブロックの不正な
入れ換えを行っても、ブロックごとの相対アドレス値が
異なるので、ブロック暗号鍵Ｋｖも異なり、攻撃者の意
図する動作は行われない。
入れ換えを行っても、ブロックごとの相対アドレス値が
異なるので、ブロック暗号鍵Ｋｖも異なり、攻撃者の意
図する動作は行われない。
【００６４】次に、ターゲットシステム１０２側での動
作の詳細を説明する。
作の詳細を説明する。
【００６５】プログラムの実行に先立って、ＯＳ１１０
は、ソフトウェアベンダ１２１から受け取ったアプリケ
ーションプログラムの実行コード、初期化データ（静的
データ）、作業領域（スタック）に、それぞれメモリ１
０８の領域を割り当てる。この段階では、プログラムは
暗号化されたままの状態である。割り当てられるメモリ
領域の開始アドレスは、システムの状態、すなわち連係
して動作する他のプログラムモジュールや共有メモリの
配置によって変わってくるので、システムを管理するＯ
Ｓは、状況に応じて領域のアドレスを自由に決定する
（リロケーション）。ＯＳ１１０はまた、配置鍵を配置
するメモリ領域を決定し、配布鍵情報を読み込む。
は、ソフトウェアベンダ１２１から受け取ったアプリケ
ーションプログラムの実行コード、初期化データ（静的
データ）、作業領域（スタック）に、それぞれメモリ１
０８の領域を割り当てる。この段階では、プログラムは
暗号化されたままの状態である。割り当てられるメモリ
領域の開始アドレスは、システムの状態、すなわち連係
して動作する他のプログラムモジュールや共有メモリの
配置によって変わってくるので、システムを管理するＯ
Ｓは、状況に応じて領域のアドレスを自由に決定する
（リロケーション）。ＯＳ１１０はまた、配置鍵を配置
するメモリ領域を決定し、配布鍵情報を読み込む。
【００６６】ＯＳ１１０は、これらの領域のアドレス情
報を、メモリ上の情報配置記述子（ＩＡＤ：informatio
n arrangement descriptor）とよばれる構造体に記述す
る。
報を、メモリ上の情報配置記述子（ＩＡＤ：informatio
n arrangement descriptor）とよばれる構造体に記述す
る。
【００６７】図４は、あるタスクの仮想アドレス空間の
メモリマップと、情報配置記述子１１１１および配布鍵
情報１１２１の構造を示す。メモリマップ上には、プロ
グラム１１０２、初期化（static）データ１１０３、作
業領域（スタック）１１０４に加え、情報配布記述子用
の領域１１０５、配布鍵用の領域１１０６が配置され
る。
メモリマップと、情報配置記述子１１１１および配布鍵
情報１１２１の構造を示す。メモリマップ上には、プロ
グラム１１０２、初期化（static）データ１１０３、作
業領域（スタック）１１０４に加え、情報配布記述子用
の領域１１０５、配布鍵用の領域１１０６が配置され
る。
【００６８】情報配置記述子１１１１は、プログラム領
域の開始アドレス（オフセット）１１１２、データ領域
開始アドレス（オフセット）１１１３、データ領域終了
アドレス１１１４、作業領域開始アドレス（オフセッ
ト）１１１５、作業領域終了アドレス１１１６、配布鍵
アドレス開始アドレス（オフセット）１１１７を含む。
域の開始アドレス（オフセット）１１１２、データ領域
開始アドレス（オフセット）１１１３、データ領域終了
アドレス１１１４、作業領域開始アドレス（オフセッ
ト）１１１５、作業領域終了アドレス１１１６、配布鍵
アドレス開始アドレス（オフセット）１１１７を含む。
【００６９】配布鍵１１２１は、プログラム鍵（Ｋｘ）
１１２２、プログラム秘密定数（Ｃｘ）１１２３、初期
化データ鍵１１２４、初期化データ秘密定数１１２５、
初期化データ長１１２６、作業領域（スタック）鍵１１
２７、作業領域秘密定数１１２８、作業領域長１１２９
を含む。
１１２２、プログラム秘密定数（Ｃｘ）１１２３、初期
化データ鍵１１２４、初期化データ秘密定数１１２５、
初期化データ長１１２６、作業領域（スタック）鍵１１
２７、作業領域秘密定数１１２８、作業領域長１１２９
を含む。
【００７０】メモリ上に配置されたプログラムが、マイ
クロプロセッサ１０３に読み込まれて、復号、実行され
るときは、ＯＳ１１０は、情報配置記述子に基づいて、
タスク状態を制御する種々の特権命令（タスク制御命
令）を発行して、タスクの状態管理を行う。
クロプロセッサ１０３に読み込まれて、復号、実行され
るときは、ＯＳ１１０は、情報配置記述子に基づいて、
タスク状態を制御する種々の特権命令（タスク制御命
令）を発行して、タスクの状態管理を行う。
【００７１】図５は、タスク制御命令の例を示し、図６
は、タスクの状態遷移を示す。タスク制御命令は、内部
テーブルへのタスクの登録（register）、タスクの開始
（start）、中断されたタスク状態の保存（suspend）、
中断されたタスクの再開（continue）、タスクの終了、
すなわち内部テーブルからのタスク秘密情報の削除（de
lete）などを含む。そして、これらの制御命令に応じ
て、図６に示すようにＮＵＬＬ状態２０１からＩＮＩＴ
状態２０２になり、ＲＵＮ状態２０３、ＳＴＯＰＰＥＤ
状態２０４、ＳＵＳＰＥＮＤ状態２０５等を遷移する。
は、タスクの状態遷移を示す。タスク制御命令は、内部
テーブルへのタスクの登録（register）、タスクの開始
（start）、中断されたタスク状態の保存（suspend）、
中断されたタスクの再開（continue）、タスクの終了、
すなわち内部テーブルからのタスク秘密情報の削除（de
lete）などを含む。そして、これらの制御命令に応じ
て、図６に示すようにＮＵＬＬ状態２０１からＩＮＩＴ
状態２０２になり、ＲＵＮ状態２０３、ＳＴＯＰＰＥＤ
状態２０４、ＳＵＳＰＥＮＤ状態２０５等を遷移する。
【００７２】以下、タスクを実行するための動作につい
て、特に、タスクの登録、タスクの実行、タスクの中
断、タスクの終了を中心に、詳細に説明する。
て、特に、タスクの登録、タスクの実行、タスクの中
断、タスクの終了を中心に、詳細に説明する。
【００７３】＜タスクの登録＞
１．登録処理フロー
まず、タスクを登録するために、ＯＳ１１０は、登録し
たいタスクのＩＤと、そのプログラムの情報配置記述子
の先頭アドレスをパラメータとして、特権命令であるre
gister命令を発行する。register命令の発行により、こ
のプログラムのための配布鍵１１２１が復号され、各メ
モリブロックの復号に使われる鍵と相対アドレス情報
が、タスクＩＤと関連付けて、マイクロプロセッサ内の
各種テーブル（後述）に登録される。
たいタスクのＩＤと、そのプログラムの情報配置記述子
の先頭アドレスをパラメータとして、特権命令であるre
gister命令を発行する。register命令の発行により、こ
のプログラムのための配布鍵１１２１が復号され、各メ
モリブロックの復号に使われる鍵と相対アドレス情報
が、タスクＩＤと関連付けて、マイクロプロセッサ内の
各種テーブル（後述）に登録される。
【００７４】図７は、マイクロプロセッサ（ハードウェ
ア）１０３上でのタスク登録の概略動作を示し、図８
は、登録（register）命令の処理フローを示す。
ア）１０３上でのタスク登録の概略動作を示し、図８
は、登録（register）命令の処理フローを示す。
【００７５】情報配置記述子（ＩＡＤ）１１１１のアド
レスとタスクＩＤ＃１をパラメータとしてregister命令
が発行されると、コア９０２内のタスクスイッチャー９
１４はタスクの状態をチェックする（Ｓ３０１）。タス
ク状態がＮＵＬＬでなければ（Ｓ３０１でＮＯ）、タス
ク状態をＩＮＶＡＬＩＤとしてエラーにする（Ｓ３０
８）。タスク状態がＮＵＬＬならば（Ｓ３０１でＹＥ
Ｓ）、図７の点線（１）で示すように、コア９０２は情
報配置記述子のアドレスとタスクＩＤを含む登録要求
を、配布鍵管理モジュール９１３のシーケンサ９１３−
１に書き込む。
レスとタスクＩＤ＃１をパラメータとしてregister命令
が発行されると、コア９０２内のタスクスイッチャー９
１４はタスクの状態をチェックする（Ｓ３０１）。タス
ク状態がＮＵＬＬでなければ（Ｓ３０１でＮＯ）、タス
ク状態をＩＮＶＡＬＩＤとしてエラーにする（Ｓ３０
８）。タスク状態がＮＵＬＬならば（Ｓ３０１でＹＥ
Ｓ）、図７の点線（１）で示すように、コア９０２は情
報配置記述子のアドレスとタスクＩＤを含む登録要求
を、配布鍵管理モジュール９１３のシーケンサ９１３−
１に書き込む。
【００７６】シーケンサは、図７の点線（２）で示すよ
うに、情報配置記述子の領域に対するメモリ読み出し要
求をＢＩＵ９０６に送り、ＢＩＵは、点線（３）で示す
ように情報記述子１１１１をシーケンサに供給する。シ
ーケンサはこの情報記述子を解析して、プログラム、初
期化データ、作業領域に対応するオフセットアドレスや
範囲、配布鍵オフセットアドレス１１１７を取得する
（Ｓ３０２）。
うに、情報配置記述子の領域に対するメモリ読み出し要
求をＢＩＵ９０６に送り、ＢＩＵは、点線（３）で示す
ように情報記述子１１１１をシーケンサに供給する。シ
ーケンサはこの情報記述子を解析して、プログラム、初
期化データ、作業領域に対応するオフセットアドレスや
範囲、配布鍵オフセットアドレス１１１７を取得する
（Ｓ３０２）。
【００７７】次にシーケンサは、配布鍵アドレスに対す
る読み出し要求をＢＩＵに送る。ＢＩＵは、点線（４）
で示すように、配布鍵の内容を公開鍵復号モジュール９
１３−２に供給する。公開鍵復号モジュール９１３−２
は、配布鍵１１２１（図４）を復号化し、プログラムの
秘密定数（Ｃｘ）、初期化データの秘密定数、作業領域
秘密定数を取得する（Ｓ３０３）。
る読み出し要求をＢＩＵに送る。ＢＩＵは、点線（４）
で示すように、配布鍵の内容を公開鍵復号モジュール９
１３−２に供給する。公開鍵復号モジュール９１３−２
は、配布鍵１１２１（図４）を復号化し、プログラムの
秘密定数（Ｃｘ）、初期化データの秘密定数、作業領域
秘密定数を取得する（Ｓ３０３）。
【００７８】次に、図７の点線（５）で示すように、Ｓ
３０２で取得したプログラム、初期化データ、作業領域
のオフセットアドレスを、命令キャッシュ９０３のオフ
セットテーブル（図９参照）に書き込む（Ｓ３０４）。
３０２で取得したプログラム、初期化データ、作業領域
のオフセットアドレスを、命令キャッシュ９０３のオフ
セットテーブル（図９参照）に書き込む（Ｓ３０４）。
【００７９】同様に、Ｓ３０３で取得したプログラム、
初期化データ、作業領域の暗号鍵（秘密定数）を、鍵値
テーブル９１２に書き込む（Ｓ３０５）。こうして、テ
ーブルが設定され、タスクの登録が完了する。
初期化データ、作業領域の暗号鍵（秘密定数）を、鍵値
テーブル９１２に書き込む（Ｓ３０５）。こうして、テ
ーブルが設定され、タスクの登録が完了する。
【００８０】タスクの登録が完了すると、タスク状態は
ＮＵＬＬからＩＮＩＴに移行し（Ｓ３０６）、この状態
の遷移は、割り込みによりコア９０２に通知され（Ｓ３
０７）、ＯＳは、タスクを実行するための準備が整った
ことを知る。
ＮＵＬＬからＩＮＩＴに移行し（Ｓ３０６）、この状態
の遷移は、割り込みによりコア９０２に通知され（Ｓ３
０７）、ＯＳは、タスクを実行するための準備が整った
ことを知る。
【００８１】２．テーブルの設定
マイクロプロセッサ内の各種テーブルの設定を説明する
前に、図９〜１１を参照して、マイクロプロセッサを構
成する命令キャッシュ９０３、高速暗号鍵処理モジュー
ル（ＦＣＭ）９１１、鍵値テーブル（ＫＶＴ）９１２、
データキャッシュ９０４の構成を説明する。
前に、図９〜１１を参照して、マイクロプロセッサを構
成する命令キャッシュ９０３、高速暗号鍵処理モジュー
ル（ＦＣＭ）９１１、鍵値テーブル（ＫＶＴ）９１２、
データキャッシュ９０４の構成を説明する。
【００８２】図９は命令キャッシュ９０３の詳細を示
す。命令キャッシュ９０３は、命令ＴＬＢ（translatio
n lookaside buffer）１２０２を有する命令管理ユニッ
ト（ＭＭＵ）１２０１と、命令キャッシュメモリ１２０
３と、カレントタスクＩＤレジスタ１２０４と、キャッ
シュアクセス検証部１２０５と、タスクＩＤ書き込み部
１２０６と、オフセットテーブル１２０７を含む。
す。命令キャッシュ９０３は、命令ＴＬＢ（translatio
n lookaside buffer）１２０２を有する命令管理ユニッ
ト（ＭＭＵ）１２０１と、命令キャッシュメモリ１２０
３と、カレントタスクＩＤレジスタ１２０４と、キャッ
シュアクセス検証部１２０５と、タスクＩＤ書き込み部
１２０６と、オフセットテーブル１２０７を含む。
【００８３】キャッシュメモリ１２０３は、複数の所定
サイズのキャッシュラインで構成され、各キャッシュラ
インは、そのキャッシュライン（ブロック）で実行され
るタスクのタスクＩＤを保持するタグを有する。キャッ
シュアクセス検証部１２０５は、タグに保持されたタス
クＩＤと、カレントタスクＩＤレジスタの値とを比較
し、一致するときのみアクセスを許可する。一致しない
ときは、そのキャッシュラインの内容を廃棄する。
サイズのキャッシュラインで構成され、各キャッシュラ
インは、そのキャッシュライン（ブロック）で実行され
るタスクのタスクＩＤを保持するタグを有する。キャッ
シュアクセス検証部１２０５は、タグに保持されたタス
クＩＤと、カレントタスクＩＤレジスタの値とを比較
し、一致するときのみアクセスを許可する。一致しない
ときは、そのキャッシュラインの内容を廃棄する。
【００８４】図１０は、鍵値テーブル（ＫＶＴ）９１２
と、高速暗号鍵処理モジュール（ＦＣＭ）９１１の詳細
を示す。ＫＶＴ９１２は、テーブルアクセス制御部１３
０１と、カレントタスクＩＤレジスタ１３０２と、タス
ク鍵（あるいはプログラム鍵）テーブル１３０３と、コ
ンテキスト鍵テーブル１３０４と、データ鍵テーブル１
３０５を含む。ここでは図示はしないが、データ鍵テー
ブル１３０５は、４つのテーブル（０〜３）を含む。Ｋ
ＶＴ９１２は、パス１３１５を介してバス９０５と接続
される。
と、高速暗号鍵処理モジュール（ＦＣＭ）９１１の詳細
を示す。ＫＶＴ９１２は、テーブルアクセス制御部１３
０１と、カレントタスクＩＤレジスタ１３０２と、タス
ク鍵（あるいはプログラム鍵）テーブル１３０３と、コ
ンテキスト鍵テーブル１３０４と、データ鍵テーブル１
３０５を含む。ここでは図示はしないが、データ鍵テー
ブル１３０５は、４つのテーブル（０〜３）を含む。Ｋ
ＶＴ９１２は、パス１３１５を介してバス９０５と接続
される。
【００８５】高速暗号鍵処理モジュール（ＦＣＭ）９１
１は、ディスパッチャ１３１１と、鍵生成モジュール１
３１２と、暗号処理モジュール１３１３を含む。鍵生成
モジュール１３１２は、鍵生成単位として並列に１３１
２−１〜１３１２−３を有し、暗号処理モジュール１３
１３は暗号処理単位として１３１３−１〜１３１３−３
を有する。ディスパッチャ１３１１は、後述するよう
に、鍵生成単位や暗号処理単位の空きのある部分に処理
を割り振り、並列処理を可能にする。ＦＣＭ９１１は、
パス１３１４を介してバス９０５に接続される。
１は、ディスパッチャ１３１１と、鍵生成モジュール１
３１２と、暗号処理モジュール１３１３を含む。鍵生成
モジュール１３１２は、鍵生成単位として並列に１３１
２−１〜１３１２−３を有し、暗号処理モジュール１３
１３は暗号処理単位として１３１３−１〜１３１３−３
を有する。ディスパッチャ１３１１は、後述するよう
に、鍵生成単位や暗号処理単位の空きのある部分に処理
を割り振り、並列処理を可能にする。ＦＣＭ９１１は、
パス１３１４を介してバス９０５に接続される。
【００８６】ＫＶＴ９１２からＦＣＭ９１１へ、パス１
３１６を介して暗号鍵が転送され、パス１３１７を介し
て相対アドレス値が転送される。
３１６を介して暗号鍵が転送され、パス１３１７を介し
て相対アドレス値が転送される。
【００８７】図１１は、データキャッシュ９０４の詳細
を示す。データキャッシュ９０４は、カレントタスクＩ
Ｄレジスタ１４０１と、アドレス範囲を保持するＭＴＲ
Ｒ（memory type range register）テーブル１４０３
と、このテーブルを管理しＭＴＲＲテーブルのアドレス
範囲とターゲットアドレスを比較するＭＴＲＲテーブル
管理比較部１４０２と、暗号属性送出部１４１１と、デ
ータキャッシュメモリ１４３１と、データＴＬＢ１４３
３を有するＭＭＵ１４４２と、保存予定コンテキスト識
別子レジスタ１４３４を含む。暗号属性送出部１４１１
は、データやコンテキストを外部メモリへ書き戻すとき
に、その暗号属性を確認するために、読み込み要求デー
タ暗号識別子レジスタ１４１２と、読み込み要求コンテ
キスト暗号鍵識別子レジスタ１４１３と、書き出し要求
データ暗号鍵識別子レジスタ１４１４と、書き出し要求
コンテキスト暗号鍵識別子レジスタ１４１５と、アクセ
ス検証部１４２１を有する。ＭＭＵ１４４２は、所定の
変換情報に基づいて、コア９０２から出力される仮想ア
ドレスから物理アドレスへと変換してメモリアクセスを
行う。
を示す。データキャッシュ９０４は、カレントタスクＩ
Ｄレジスタ１４０１と、アドレス範囲を保持するＭＴＲ
Ｒ（memory type range register）テーブル１４０３
と、このテーブルを管理しＭＴＲＲテーブルのアドレス
範囲とターゲットアドレスを比較するＭＴＲＲテーブル
管理比較部１４０２と、暗号属性送出部１４１１と、デ
ータキャッシュメモリ１４３１と、データＴＬＢ１４３
３を有するＭＭＵ１４４２と、保存予定コンテキスト識
別子レジスタ１４３４を含む。暗号属性送出部１４１１
は、データやコンテキストを外部メモリへ書き戻すとき
に、その暗号属性を確認するために、読み込み要求デー
タ暗号識別子レジスタ１４１２と、読み込み要求コンテ
キスト暗号鍵識別子レジスタ１４１３と、書き出し要求
データ暗号鍵識別子レジスタ１４１４と、書き出し要求
コンテキスト暗号鍵識別子レジスタ１４１５と、アクセ
ス検証部１４２１を有する。ＭＭＵ１４４２は、所定の
変換情報に基づいて、コア９０２から出力される仮想ア
ドレスから物理アドレスへと変換してメモリアクセスを
行う。
【００８８】ＫＶＴ９１２の６種類のテーブル、すなわ
ちプログラム鍵テーブル１３０３、コンテキスト鍵テー
ブル１３０４、データ鍵テーブル１３０５（０−３）
は、それぞれタスクＩＤでインデックスされ、鍵生成に
使う２種類の秘密情報を保持できる。ブロックの復号鍵
生成に使われる２つの秘密情報、例えば図４に示すプロ
グラムのためのＫｘ１１２２とＣｘ１１２３は、ＫＶＴ
９１２のプログラム鍵テーブル１３０３のタスクＩＤ＃
１の欄に書き込まれる。
ちプログラム鍵テーブル１３０３、コンテキスト鍵テー
ブル１３０４、データ鍵テーブル１３０５（０−３）
は、それぞれタスクＩＤでインデックスされ、鍵生成に
使う２種類の秘密情報を保持できる。ブロックの復号鍵
生成に使われる２つの秘密情報、例えば図４に示すプロ
グラムのためのＫｘ１１２２とＣｘ１１２３は、ＫＶＴ
９１２のプログラム鍵テーブル１３０３のタスクＩＤ＃
１の欄に書き込まれる。
【００８９】一方、このプログラム領域のオフセット値
１１１２は、命令キャッシュ９０３内のオフセットテー
ブル１２０７のタスクＩＤ＃１の欄に書き込まれる。
１１１２は、命令キャッシュ９０３内のオフセットテー
ブル１２０７のタスクＩＤ＃１の欄に書き込まれる。
【００９０】データキャッシュ９０４のＭＴＲＲテーブ
ル１４０３は、タスクＩＤと０〜３の値をとるＭＴＲＲ
識別子で識別される。すなわち、ＭＴＲＲテ−ブル１４
０３は、１タスク当たり４個のＭＴＲＲ（アドレス範囲
レジスタ）を持ち、それぞれにデータ領域のアドレス範
囲と鍵の値を登録することができる。タスク登録時にお
いては、ＭＴＲＲ識別子０、１に対応する初期化データ
と、作業領域（スタック）に対応するＭＴＲＲが設定さ
れる。また、ＭＴＲＲ２，３の内容は０で初期化され
る。
ル１４０３は、タスクＩＤと０〜３の値をとるＭＴＲＲ
識別子で識別される。すなわち、ＭＴＲＲテ−ブル１４
０３は、１タスク当たり４個のＭＴＲＲ（アドレス範囲
レジスタ）を持ち、それぞれにデータ領域のアドレス範
囲と鍵の値を登録することができる。タスク登録時にお
いては、ＭＴＲＲ識別子０、１に対応する初期化データ
と、作業領域（スタック）に対応するＭＴＲＲが設定さ
れる。また、ＭＴＲＲ２，３の内容は０で初期化され
る。
【００９１】あるタスクがメモリを参照する時、ターゲ
ットアドレスとＭＴＲＲのアドレス範囲とが比較され、
一致したＭＴＲＲに対応する暗号化属性（すなわち鍵）
が使用される。データについても、ＭＴＲＲの先頭番地
をオフセットとして、相対アドレス値を使用して、上述
した手順の暗号鍵生成が適用される。
ットアドレスとＭＴＲＲのアドレス範囲とが比較され、
一致したＭＴＲＲに対応する暗号化属性（すなわち鍵）
が使用される。データについても、ＭＴＲＲの先頭番地
をオフセットとして、相対アドレス値を使用して、上述
した手順の暗号鍵生成が適用される。
【００９２】テーブルの内容に矛盾が発生するのを防ぐ
ため、これらのテーブルを書き換えている期間は、コア
９０２ではこのタスクに対するあらゆるオペレーション
が禁止される。
ため、これらのテーブルを書き換えている期間は、コア
９０２ではこのタスクに対するあらゆるオペレーション
が禁止される。
【００９３】テーブルの書換えが完了すると、タスクス
イッチャー（ＳＴＳ）９１４のタスク状態テーブル９２
１で、このタスクＩＤに対応するエントリが状態ＮＵＬ
ＬからＩＮＩＴに書き換えられ、登録の完了が、割り込
みによってコア９０２に通知される。
イッチャー（ＳＴＳ）９１４のタスク状態テーブル９２
１で、このタスクＩＤに対応するエントリが状態ＮＵＬ
ＬからＩＮＩＴに書き換えられ、登録の完了が、割り込
みによってコア９０２に通知される。
【００９４】なお、本実施例ではこれらの登録オペレー
ションをハードウェアで実装した例を示したが、ファー
ムウェアとしてプロセッサ内部に組み込まれたソフトウ
ェアとして実装してもよい。ただし、ファームウェアは
悪意を持つシステムユーザによって改変されることがな
いような注意が必要である。
ションをハードウェアで実装した例を示したが、ファー
ムウェアとしてプロセッサ内部に組み込まれたソフトウ
ェアとして実装してもよい。ただし、ファームウェアは
悪意を持つシステムユーザによって改変されることがな
いような注意が必要である。
【００９５】＜タスクの実行＞
１．タスクの実行開始
タスクを実行するには、ＩＮＩＴ状態にあるタスクに対
して、ＯＳがタスクＩＤをパラメータとしてstart命令
を実行する。すると制御がプログラム領域の先頭に移さ
れる。ＩＮＩＴ状態にあるタスク以外を指定してstart
命令を実行した場合、エラーとなり、なにも実行されな
い。
して、ＯＳがタスクＩＤをパラメータとしてstart命令
を実行する。すると制御がプログラム領域の先頭に移さ
れる。ＩＮＩＴ状態にあるタスク以外を指定してstart
命令を実行した場合、エラーとなり、なにも実行されな
い。
【００９６】図１２は、タスク実行開始命令の処理フロ
ーを示す。あるタスクについてそのタスクＩＤを指定し
てstart命令が発行されると、まず、そのタスク状態が
ＩＮＩＴにあるかどうか、すなわち、タスク実行の準備
が整った状態にあるか否かを判断する（Ｓ４０１）。Ｉ
ＮＩＴ以外の状態にあるタスク識別子を指定してstart
命令が出された場合は（Ｓ４０１でＮＯ）、タスク状態
テーブル９２１がＩＮＶＡＬＩＤにされ（Ｓ４０７）、
エラーとなる。
ーを示す。あるタスクについてそのタスクＩＤを指定し
てstart命令が発行されると、まず、そのタスク状態が
ＩＮＩＴにあるかどうか、すなわち、タスク実行の準備
が整った状態にあるか否かを判断する（Ｓ４０１）。Ｉ
ＮＩＴ以外の状態にあるタスク識別子を指定してstart
命令が出された場合は（Ｓ４０１でＮＯ）、タスク状態
テーブル９２１がＩＮＶＡＬＩＤにされ（Ｓ４０７）、
エラーとなる。
【００９７】タスクがＩＮＩＴ状態にある場合は（Ｓ４
０１でＹＥＳ）、コア９０２が保持するカレントタスク
ＩＤが、新しいタスクに設定され（Ｓ４０２）、レジス
タアレイ９１５が初期化される（Ｓ４０３）。また、プ
ログラムカウンタ（不図示）の値が、プログラム領域の
先頭に設定される（Ｓ４０４）。
０１でＹＥＳ）、コア９０２が保持するカレントタスク
ＩＤが、新しいタスクに設定され（Ｓ４０２）、レジス
タアレイ９１５が初期化される（Ｓ４０３）。また、プ
ログラムカウンタ（不図示）の値が、プログラム領域の
先頭に設定される（Ｓ４０４）。
【００９８】続いて、新しいタスクＩＤが、タスクチャ
ンネル９１６を通じて、命令キャッシュ９０３、データ
キャッシュ９０４、鍵値テーブル９１２に通知され、そ
れぞれのカレントタスクＩＤレジスタ１２０４、１４０
１、１３０２に保持される（Ｓ４０５）。その後、コア
９０２のタスク状態テーブル９２１で、タスク状態がＩ
ＮＩＴからＲＵＮに書き換えられ（Ｓ４０６）、実行が
開始される。
ンネル９１６を通じて、命令キャッシュ９０３、データ
キャッシュ９０４、鍵値テーブル９１２に通知され、そ
れぞれのカレントタスクＩＤレジスタ１２０４、１４０
１、１３０２に保持される（Ｓ４０５）。その後、コア
９０２のタスク状態テーブル９２１で、タスク状態がＩ
ＮＩＴからＲＵＮに書き換えられ（Ｓ４０６）、実行が
開始される。
【００９９】本実施形態では、ブロックごとに暗号化さ
れ保護されたプログラムを実行するので、外部メモリの
プログラムがキャッシュに読み込まれる際に、タスクＩ
Ｄに対応して登録されたプログラム鍵に基づいて、ブロ
ックごとにプログラムの復号化が行われ、復号結果であ
る平文がキャッシュに読み込まれ、実行される。このと
き、タスク登録時に配置されたメモリアドレスに合わせ
て、オフセットを命令キャッシュ９０３内部のオフセッ
トテーブル１２９７に登録し、メモリアクセスとオフセ
ットの差を相対アドレス値として使用するので、プログ
ラマが暗号化したプログラムがＯＳによりどのアドレス
に配置されていても、正しく復号化できる。
れ保護されたプログラムを実行するので、外部メモリの
プログラムがキャッシュに読み込まれる際に、タスクＩ
Ｄに対応して登録されたプログラム鍵に基づいて、ブロ
ックごとにプログラムの復号化が行われ、復号結果であ
る平文がキャッシュに読み込まれ、実行される。このと
き、タスク登録時に配置されたメモリアドレスに合わせ
て、オフセットを命令キャッシュ９０３内部のオフセッ
トテーブル１２９７に登録し、メモリアクセスとオフセ
ットの差を相対アドレス値として使用するので、プログ
ラマが暗号化したプログラムがＯＳによりどのアドレス
に配置されていても、正しく復号化できる。
【０１００】なお、実施形態ではＮＵＬＬ状態から中間
のＩＮＩＴ状態を経てＲＵＮ状態へ移行する例が書かれ
ているが、これは配布鍵の公開鍵アルゴリズム処理を非
同期的に実行することにより、公開鍵アルゴリズム処理
中の比較的長い応答不能時間を短縮することが目的であ
る。応答不能時間を許容すれば中間のＩＮＩＴ状態を省
略してもさしつかえない。（非同期的公開アルゴリズム
処理については、同一出願人による特許出願第２００１
−０２４４８０号を参照されたい。） ２．命令キャッシュの読み込み 次に、命令キャッシュ９０３の読み込み処理について、
図１３の処理フローを参照して説明する。
のＩＮＩＴ状態を経てＲＵＮ状態へ移行する例が書かれ
ているが、これは配布鍵の公開鍵アルゴリズム処理を非
同期的に実行することにより、公開鍵アルゴリズム処理
中の比較的長い応答不能時間を短縮することが目的であ
る。応答不能時間を許容すれば中間のＩＮＩＴ状態を省
略してもさしつかえない。（非同期的公開アルゴリズム
処理については、同一出願人による特許出願第２００１
−０２４４８０号を参照されたい。） ２．命令キャッシュの読み込み 次に、命令キャッシュ９０３の読み込み処理について、
図１３の処理フローを参照して説明する。
【０１０１】タスクの実行が開始されてキャッシュに読
み込まれたラインには、通常のメモリアドレスの一致を
判定するタグに加えて、このタスクのタスクＩＤタグが
付けられる。そして、読み込まれたキャッシュラインに
アクセスがあると、命令キャッシュ９０３のアクセス検
証部１２０５で、ラインに付されたタスクＩＤのタグ
と、アクセスのあったカレントタスクＩＤの一致、不一
致が判断される。不一致の場合は、たとえメモリアドレ
スのタグが一致していてもキャッシュのミスヒットとし
て扱われ、このキャッシュラインの情報が再度外部メモ
リから読み込まれることになる。別のタスクによりこの
ラインに対応する外部メモリの内容が再読み込みされて
も、新たにアクセスしたタスクのタスクＩＤに対応する
鍵で復号化されて読み込まれることになる。つまり、本
来の鍵と異なる鍵で復号化された結果を実行することに
なり、正常な処理は行われない。
み込まれたラインには、通常のメモリアドレスの一致を
判定するタグに加えて、このタスクのタスクＩＤタグが
付けられる。そして、読み込まれたキャッシュラインに
アクセスがあると、命令キャッシュ９０３のアクセス検
証部１２０５で、ラインに付されたタスクＩＤのタグ
と、アクセスのあったカレントタスクＩＤの一致、不一
致が判断される。不一致の場合は、たとえメモリアドレ
スのタグが一致していてもキャッシュのミスヒットとし
て扱われ、このキャッシュラインの情報が再度外部メモ
リから読み込まれることになる。別のタスクによりこの
ラインに対応する外部メモリの内容が再読み込みされて
も、新たにアクセスしたタスクのタスクＩＤに対応する
鍵で復号化されて読み込まれることになる。つまり、本
来の鍵と異なる鍵で復号化された結果を実行することに
なり、正常な処理は行われない。
【０１０２】なお、以下の説明で、相対アドレスの計算
は仮想アドレスに基づいて行なわれるが、キャッシュの
ヒット、ミスヒットの判定は、物理アドレスに対して行
われる。キャッシュのヒット、ミスヒットの判定に仮想
アドレスを使用すると、同一のメモリブロックがキャッ
シュ上に複数存在するエイリアスと呼ばれる現象が発生
するからである。この現象は特に同一の物理アドレス領
域を複数のタスクが共有する場合に問題となるので、本
実施形態では、通常のキャッシュヒット、ミスヒットは
物理アドレスによって判定している。
は仮想アドレスに基づいて行なわれるが、キャッシュの
ヒット、ミスヒットの判定は、物理アドレスに対して行
われる。キャッシュのヒット、ミスヒットの判定に仮想
アドレスを使用すると、同一のメモリブロックがキャッ
シュ上に複数存在するエイリアスと呼ばれる現象が発生
するからである。この現象は特に同一の物理アドレス領
域を複数のタスクが共有する場合に問題となるので、本
実施形態では、通常のキャッシュヒット、ミスヒットは
物理アドレスによって判定している。
【０１０３】図１３は、命令キャッシュ９０３の読み込
み処理フローを示す。このフローでは、説明の簡略化の
ため、命令キャッシュ９０３と、ＦＣＭ９１１、ＢＩＵ
９０６の動作を一体として示している。まず、コア９０
２から読み出し要求があると、命令キャッシュ９０３は
ＢＩＵ９０６に対して、ターゲットアドレスブロックの
読み出し要求を送る。読み出し要求には、リクエストＩ
Ｄ、保護の有無、ターゲットアドレス範囲、要求元ＩＤ
の情報が含まれている。
み処理フローを示す。このフローでは、説明の簡略化の
ため、命令キャッシュ９０３と、ＦＣＭ９１１、ＢＩＵ
９０６の動作を一体として示している。まず、コア９０
２から読み出し要求があると、命令キャッシュ９０３は
ＢＩＵ９０６に対して、ターゲットアドレスブロックの
読み出し要求を送る。読み出し要求には、リクエストＩ
Ｄ、保護の有無、ターゲットアドレス範囲、要求元ＩＤ
の情報が含まれている。
【０１０４】ここで、ターゲットアドレスと、読み込ま
れたキャッシュラインに付されているアドレスタグとの
一致、不一致が判断される（Ｓ５０１）。物理アドレス
が一致しない場合は（Ｓ５０１でＮＯ）、ミスヒットと
して、読み出し要求された新たなタスクＩＤに対応する
オフセットアドレスの取得を開始する。オフセットアド
レスは、オフセットテーブル１２０７の中の、カレント
タスクＩＤに対応するエントリから取得する（Ｓ５０
２）。
れたキャッシュラインに付されているアドレスタグとの
一致、不一致が判断される（Ｓ５０１）。物理アドレス
が一致しない場合は（Ｓ５０１でＮＯ）、ミスヒットと
して、読み出し要求された新たなタスクＩＤに対応する
オフセットアドレスの取得を開始する。オフセットアド
レスは、オフセットテーブル１２０７の中の、カレント
タスクＩＤに対応するエントリから取得する（Ｓ５０
２）。
【０１０５】次に、取得したオフセット値から相対アド
レスを計算する。相対アドレスは、メモリアドレスから
オフセット値を引き算することによって求められる（Ｓ
５０３）。なお、保護タスク実行中にキャッシュメモリ
へのアクセスがあると、命令キャッシュ９０３は、キャ
ッシュメモリのアクセスと並行して、相対アドレスの計
算を行なう。
レスを計算する。相対アドレスは、メモリアドレスから
オフセット値を引き算することによって求められる（Ｓ
５０３）。なお、保護タスク実行中にキャッシュメモリ
へのアクセスがあると、命令キャッシュ９０３は、キャ
ッシュメモリのアクセスと並行して、相対アドレスの計
算を行なう。
【０１０６】命令キャッシュ９０３は、求めた相対アド
レス値とタスクＩＤとを、内部バス９０５を通じて鍵値
テーブル（ＫＶＴ）９１２へ送る。このとき、リクエス
トＩＤがつけられる。ＫＶＴ９１２は、はタスク鍵テー
ブル１３０３からタスクＩＤに対応する鍵の値を取得
し、鍵の値とオフセット値を、チャネル１３１６を通じ
て、高速暗号鍵処理モジュール（ＦＣＭ）９１１の鍵生
成モジュール１３１２へと送る。同時にＫＶＴ９１２
は、オフセット値とリクエストＩＤ、要求元ＩＤを、チ
ャネル１３１７を通じて、ＦＣＭ９１１の暗号処理モジ
ュール１３１３へ送る。
レス値とタスクＩＤとを、内部バス９０５を通じて鍵値
テーブル（ＫＶＴ）９１２へ送る。このとき、リクエス
トＩＤがつけられる。ＫＶＴ９１２は、はタスク鍵テー
ブル１３０３からタスクＩＤに対応する鍵の値を取得
し、鍵の値とオフセット値を、チャネル１３１６を通じ
て、高速暗号鍵処理モジュール（ＦＣＭ）９１１の鍵生
成モジュール１３１２へと送る。同時にＫＶＴ９１２
は、オフセット値とリクエストＩＤ、要求元ＩＤを、チ
ャネル１３１７を通じて、ＦＣＭ９１１の暗号処理モジ
ュール１３１３へ送る。
【０１０７】ＦＣＭ９１１の鍵生成モジュール１３１２
は、ＫＶＴ９１２から鍵の値とオフセット値を受け取る
と、すぐにそのブロックに対応する鍵の計算を開始す
る。すなわち、プログラムの秘密定数Ｃｘに相対アドレ
ス値を加算した中間値を求め（Ｓ５０４）、求めた中間
値をプログラムの秘密鍵Ｋｘで暗号化して、プログラム
のブロックに対応するブロック対応鍵を生成する（Ｓ５
０５）。
は、ＫＶＴ９１２から鍵の値とオフセット値を受け取る
と、すぐにそのブロックに対応する鍵の計算を開始す
る。すなわち、プログラムの秘密定数Ｃｘに相対アドレ
ス値を加算した中間値を求め（Ｓ５０４）、求めた中間
値をプログラムの秘密鍵Ｋｘで暗号化して、プログラム
のブロックに対応するブロック対応鍵を生成する（Ｓ５
０５）。
【０１０８】この鍵の計算は暗号化処理なので、複数サ
イクルの時間を要する。効率よく計算をするため、鍵生
成モジュール１３１２には複数の鍵生成単位１３１２−
１〜１３１２−３が設けられ、ディスパッチャ１３１１
が、空きの鍵生成単位に処理要求を割り振る。１つのリ
クエストが複数の暗号ブロックで構成される場合は、す
べての暗号ブロック対応の鍵を生成するまで相対アドレ
ス値を増分してＳ５０２〜５０５を繰り返す。
イクルの時間を要する。効率よく計算をするため、鍵生
成モジュール１３１２には複数の鍵生成単位１３１２−
１〜１３１２−３が設けられ、ディスパッチャ１３１１
が、空きの鍵生成単位に処理要求を割り振る。１つのリ
クエストが複数の暗号ブロックで構成される場合は、す
べての暗号ブロック対応の鍵を生成するまで相対アドレ
ス値を増分してＳ５０２〜５０５を繰り返す。
【０１０９】一方、ＢＩＵ９０６は外部メモリから読み
出した結果を、暗号ブロックの大きさのデータになるま
でバッファリングする。もともと保護されていない非暗
号化データが要求されている場合は、データは直接要求
元の命令キャッシュへ送られるが、本実施形態では、暗
号化データに対する要求なので、読み出し結果はＦＣＭ
９１１へ送られる。ＦＣＭ９１１の暗号処理モジュール
１３１３は、鍵生成モジュールによって生成されたブロ
ック暗号鍵で、ＢＩＵ９０６から供給されたデータを復
号する（Ｓ５０６）。
出した結果を、暗号ブロックの大きさのデータになるま
でバッファリングする。もともと保護されていない非暗
号化データが要求されている場合は、データは直接要求
元の命令キャッシュへ送られるが、本実施形態では、暗
号化データに対する要求なので、読み出し結果はＦＣＭ
９１１へ送られる。ＦＣＭ９１１の暗号処理モジュール
１３１３は、鍵生成モジュールによって生成されたブロ
ック暗号鍵で、ＢＩＵ９０６から供給されたデータを復
号する（Ｓ５０６）。
【０１１０】復号には複数サイクルの時間がかかるの
で、前の復号処理が完了する前にキャッシュラインを構
成する次の暗号ブロックが到着した場合は、別の暗号処
理単位が割り当てられ、並列的に処理が行なわれる。図
１０には、暗号処理単位として１３１３−１〜１３１３
−３だけが示されているが、十分な数の暗号処理単位を
準備すれば、暗号処理単位の処理サイクルよりも短い間
隔でデータが到着しても遅延を発生させることなく復号
化処理が可能となる。
で、前の復号処理が完了する前にキャッシュラインを構
成する次の暗号ブロックが到着した場合は、別の暗号処
理単位が割り当てられ、並列的に処理が行なわれる。図
１０には、暗号処理単位として１３１３−１〜１３１３
−３だけが示されているが、十分な数の暗号処理単位を
準備すれば、暗号処理単位の処理サイクルよりも短い間
隔でデータが到着しても遅延を発生させることなく復号
化処理が可能となる。
【０１１１】復号を完了したブロックは、直ちに内部バ
ス経由で要求元の命令キャッシュ９０３に送られる。命
令キャッシュ９０３は、このキャッシュラインにデータ
を格納し、ラインを構成するすべてのデータがそろう
と、キャッシュタグにライン有効の表示、暗号化ありの
表示、実行中のタスクＩＤを書き込む（Ｓ５０７）。
ス経由で要求元の命令キャッシュ９０３に送られる。命
令キャッシュ９０３は、このキャッシュラインにデータ
を格納し、ラインを構成するすべてのデータがそろう
と、キャッシュタグにライン有効の表示、暗号化ありの
表示、実行中のタスクＩＤを書き込む（Ｓ５０７）。
【０１１２】キャッシュラインが有効になると、コア９
０２はこのラインからデータを読み出し、プログラムの
実行を再開する（Ｓ５０８）。
０２はこのラインからデータを読み出し、プログラムの
実行を再開する（Ｓ５０８）。
【０１１３】次に、Ｓ５０１でターゲットアドレスとキ
ャッシュラインのアドレスタグ（物理アドレス部分）が
一致した場合、つまり、それまで実行されていたタスク
Ａと異なるタスクＩＤを有するタスクＢが、たまたま同
一のメモリ領域をアクセスしてキャッシュラインがヒッ
トした場合を考える。キャッシュの物理アドレスがヒッ
トしたということは、タスクＢは、従来の資源管理的な
意味でこのアドレスのメモリのアクセス権があることに
なる。
ャッシュラインのアドレスタグ（物理アドレス部分）が
一致した場合、つまり、それまで実行されていたタスク
Ａと異なるタスクＩＤを有するタスクＢが、たまたま同
一のメモリ領域をアクセスしてキャッシュラインがヒッ
トした場合を考える。キャッシュの物理アドレスがヒッ
トしたということは、タスクＢは、従来の資源管理的な
意味でこのアドレスのメモリのアクセス権があることに
なる。
【０１１４】この場合は、命令キャッシュ９０３のアク
セス検証部１２０５が、現在のタスクＩＤレジスタ１２
０４の値と、このキャッシュラインにつけられているタ
スクＩＤタグとを、さらに比較する（Ｓ５０９）。比較
結果が一致しない場合、たとえばカレントタスクＩＤレ
ジスタ１２０４には“Ｂ”と書かれているが、キャッシ
ュラインタグのタスクＩＤ欄には“Ａ”と書かれ、その
暗号特性は暗号化ラインであることを示している場合に
は（Ｓ５０９でＮＯ）、キャッシュがフラッシュされ、
タスクＢにタスクＩＤに対してＳ５０２〜Ｓ５０７を繰
り返す。すなわち、タスクＢのオフセットアドレスから
相対アドレスが計算され、キャッシュラインアドレスに
対応する外部メモリのデータをタスクＢのプログラム鍵
で復号した結果が、このキャッシュラインに読み込まれ
る。
セス検証部１２０５が、現在のタスクＩＤレジスタ１２
０４の値と、このキャッシュラインにつけられているタ
スクＩＤタグとを、さらに比較する（Ｓ５０９）。比較
結果が一致しない場合、たとえばカレントタスクＩＤレ
ジスタ１２０４には“Ｂ”と書かれているが、キャッシ
ュラインタグのタスクＩＤ欄には“Ａ”と書かれ、その
暗号特性は暗号化ラインであることを示している場合に
は（Ｓ５０９でＮＯ）、キャッシュがフラッシュされ、
タスクＢにタスクＩＤに対してＳ５０２〜Ｓ５０７を繰
り返す。すなわち、タスクＢのオフセットアドレスから
相対アドレスが計算され、キャッシュラインアドレスに
対応する外部メモリのデータをタスクＢのプログラム鍵
で復号した結果が、このキャッシュラインに読み込まれ
る。
【０１１５】タスクＡとタスクＢのプログラム鍵が一致
していれば、別々に読み込まれたとしても２つのタスク
は同一のプログラムを実行するだけであるが、外部メモ
リのデータを暗号化した本来の鍵がタスクＡのプログラ
ム鍵であり、タスクＢの鍵がそれとは違うものである場
合、タスクＢは本来のプログラムとは異なるでたらめな
プログラムを実行することになり、意図する攻撃ができ
ない。
していれば、別々に読み込まれたとしても２つのタスク
は同一のプログラムを実行するだけであるが、外部メモ
リのデータを暗号化した本来の鍵がタスクＡのプログラ
ム鍵であり、タスクＢの鍵がそれとは違うものである場
合、タスクＢは本来のプログラムとは異なるでたらめな
プログラムを実行することになり、意図する攻撃ができ
ない。
【０１１６】一方、カレントタスクレジスタの値とキャ
ッシュラインのタスクＩＤタグが一致すれば（Ｓ５０９
でＹＥＳ）、要求されたアドレスの内容が、コア９０２
に送られる（Ｓ５０８）。
ッシュラインのタスクＩＤタグが一致すれば（Ｓ５０９
でＹＥＳ）、要求されたアドレスの内容が、コア９０２
に送られる（Ｓ５０８）。
【０１１７】このように、あるタスクの実行中に、別の
タスクによって同じキャッシュラインが再度読み込まれ
た場合、外部メモリの内容は、本来の鍵とは異なる鍵で
復号化されてキャッシュラインに読み込まれる。本来の
鍵と異なる鍵で復号化した結果を実行したプログラムは
もちろん正常な動作をしない。
タスクによって同じキャッシュラインが再度読み込まれ
た場合、外部メモリの内容は、本来の鍵とは異なる鍵で
復号化されてキャッシュラインに読み込まれる。本来の
鍵と異なる鍵で復号化した結果を実行したプログラムは
もちろん正常な動作をしない。
【０１１８】この制御はＯＳの特権をもっても覆すこと
はできない。ＯＳが自由にタスク鍵テーブル１３０３を
操作できとしたならば、他のプログラムの秘密を取得す
ることができるが、本発明では、ＯＳがプログラム鍵の
登録に代表されるタスクの状態管理と秘密情報の操作を
実行できるのは、図５に示すような一連のタスク制御命
令の発行に制限されている。したがって、本発明のマイ
クロプロセッサでは、たとえＯＳの資源特権をもって
も、アプリケーションのプログラムまたはデータの各ブ
ロックに対応する鍵を知らない限り、それを正しく実行
したり読み出したりすることはできない。
はできない。ＯＳが自由にタスク鍵テーブル１３０３を
操作できとしたならば、他のプログラムの秘密を取得す
ることができるが、本発明では、ＯＳがプログラム鍵の
登録に代表されるタスクの状態管理と秘密情報の操作を
実行できるのは、図５に示すような一連のタスク制御命
令の発行に制限されている。したがって、本発明のマイ
クロプロセッサでは、たとえＯＳの資源特権をもって
も、アプリケーションのプログラムまたはデータの各ブ
ロックに対応する鍵を知らない限り、それを正しく実行
したり読み出したりすることはできない。
【０１１９】この機構により、アプリケーションプログ
ラムの独立性を保証するマルチパーティのプログラム保
護環境が提供できるのである。
ラムの独立性を保証するマルチパーティのプログラム保
護環境が提供できるのである。
【０１２０】なお、Ｓ５０６と関連して複数の暗号処理
単位１３１３により迅速な復号処理が可能であると述べ
たが、１個の暗号処理単位に十分なスループットがあれ
ば、複数の暗号処理単位を備えることは不要である。例
えば、ＤＥＳのように同一種類の演算の繰り返しにより
構成される暗号処理では、処理をパイプライン化するこ
とにより高いスループットが得られることが知られてい
る。
単位１３１３により迅速な復号処理が可能であると述べ
たが、１個の暗号処理単位に十分なスループットがあれ
ば、複数の暗号処理単位を備えることは不要である。例
えば、ＤＥＳのように同一種類の演算の繰り返しにより
構成される暗号処理では、処理をパイプライン化するこ
とにより高いスループットが得られることが知られてい
る。
【０１２１】しかし、このようなパイプライン実装は、
ハードウェア規模においても、設計の困難さにおいても
大きなコストが必要である。また、一般に利用可能なＩ
Ｐの形で提供される暗号処理単位は、設計に高度のノウ
ハウと時間を必要とするので、必要な処理能力に見あっ
た番号処理単位をその都度設計することを大きな負担と
なる。多様な条件への対応を考えた時、本実施形態のよ
うに既存の暗号処理単位を複数並列動作させることが、
設計の柔軟性の点で有利である。また、ハードウェア設
計コストを含めた全体のコスト削減の効果がある。
ハードウェア規模においても、設計の困難さにおいても
大きなコストが必要である。また、一般に利用可能なＩ
Ｐの形で提供される暗号処理単位は、設計に高度のノウ
ハウと時間を必要とするので、必要な処理能力に見あっ
た番号処理単位をその都度設計することを大きな負担と
なる。多様な条件への対応を考えた時、本実施形態のよ
うに既存の暗号処理単位を複数並列動作させることが、
設計の柔軟性の点で有利である。また、ハードウェア設
計コストを含めた全体のコスト削減の効果がある。
【０１２２】３．データキャッシュでの実行処理
次に、データキャッシュの動作について説明する。初期
化データ、作業領域（スタック）などのデータの保護に
ついては、タスクが動的に確保したデータ領域を、任意
の暗号鍵によって暗号化保護することができる。初期化
データ、作業領域、動的領域など、複数の保護領域を定
義し、各々異なる鍵を設定することが可能である。たと
えば初期化データの場合、外部メモリにはすでに暗号化
済みのデータがおかれており、これを読み出し、復号す
る際の手順は基本的にはプログラムの場合と同じであ
る。
化データ、作業領域（スタック）などのデータの保護に
ついては、タスクが動的に確保したデータ領域を、任意
の暗号鍵によって暗号化保護することができる。初期化
データ、作業領域、動的領域など、複数の保護領域を定
義し、各々異なる鍵を設定することが可能である。たと
えば初期化データの場合、外部メモリにはすでに暗号化
済みのデータがおかれており、これを読み出し、復号す
る際の手順は基本的にはプログラムの場合と同じであ
る。
【０１２３】前述したプログラム（実行コード）の場合
は、暗号属性は、命令キャッシュ９０３でカレントタス
クＩＤとキャッシュタグのタスクＩＤを比較することに
よって判断されていたが、データの場合は、属性の判断
がカレントタスクＩＤとＭＴＲＲ（アドレス範囲レジス
タ）との比較で行なわれるところが異なる。
は、暗号属性は、命令キャッシュ９０３でカレントタス
クＩＤとキャッシュタグのタスクＩＤを比較することに
よって判断されていたが、データの場合は、属性の判断
がカレントタスクＩＤとＭＴＲＲ（アドレス範囲レジス
タ）との比較で行なわれるところが異なる。
【０１２４】データアクセスがあった場合、図１１に示
すデータキャッシュ９０４のＭＴＲＲテーブル管理比較
部１４０２でアクセス属性が判定される。具体的には、
ＭＴＲＲテーブル管理比較部１４０２にカレントタスク
ＩＤとターゲットアドレスが入力されると、タスクＩＤ
に対応するＭＴＲＲテーブル１４０３のエントリ（０〜
３）のアドレス範囲とターゲットアドレスがそれぞれ比
較される。
すデータキャッシュ９０４のＭＴＲＲテーブル管理比較
部１４０２でアクセス属性が判定される。具体的には、
ＭＴＲＲテーブル管理比較部１４０２にカレントタスク
ＩＤとターゲットアドレスが入力されると、タスクＩＤ
に対応するＭＴＲＲテーブル１４０３のエントリ（０〜
３）のアドレス範囲とターゲットアドレスがそれぞれ比
較される。
【０１２５】ＭＴＲＲエントリに合致するものがひとつ
だけであれば、その属性が無条件に採用され、タスクＩ
ＤとＭＴＲＲエントリＩＤの組が当該メモリアクセスの
暗号属性となる。
だけであれば、その属性が無条件に採用され、タスクＩ
ＤとＭＴＲＲエントリＩＤの組が当該メモリアクセスの
暗号属性となる。
【０１２６】ＭＴＲＲエントリが重複したアドレス範囲
を持ち、ターゲットアドレスが複数のエントリのアドレ
ス範囲に合致した場合、あらかじめＭＴＲＲごとに定め
られた優先順位にしたがってただひとつのＭＴＲＲが選
ばれ、このメモリアクセスの暗号属性となる。
を持ち、ターゲットアドレスが複数のエントリのアドレ
ス範囲に合致した場合、あらかじめＭＴＲＲごとに定め
られた優先順位にしたがってただひとつのＭＴＲＲが選
ばれ、このメモリアクセスの暗号属性となる。
【０１２７】こうしてＭＴＲＲテーブル管理比較部１４
０２で決定されたメモリアクセス属性は、データ読み込
みの場合、暗号属性送出部１４１１の読み込みデータキ
ーＩＤレジスタ１４１２に一時的に保持される。また、
ＭＴＲＲテーブル管理比較部１４０２では、ヒットした
ＭＴＲＲエントリの先頭アドレスとメモリアクセスのタ
ーゲットアドレスから相対アドレス値が計算される。
０２で決定されたメモリアクセス属性は、データ読み込
みの場合、暗号属性送出部１４１１の読み込みデータキ
ーＩＤレジスタ１４１２に一時的に保持される。また、
ＭＴＲＲテーブル管理比較部１４０２では、ヒットした
ＭＴＲＲエントリの先頭アドレスとメモリアクセスのタ
ーゲットアドレスから相対アドレス値が計算される。
【０１２８】これらのメモリアクセス属性と相対アドレ
ス値は、プログラムメモリのアクセスの場合と同様に、
内部バス９０５を通じて鍵値テーブル（ＫＶＴ）９１２
に送られる。
ス値は、プログラムメモリのアクセスの場合と同様に、
内部バス９０５を通じて鍵値テーブル（ＫＶＴ）９１２
に送られる。
【０１２９】データキャッシュがＢＩＵ９０６にデータ
読み出しを要求し、メモリアクセス属性がＫＶＴ９１２
に送られ、データがＦＣＭ９１１に送られて復号化さ
れ、データキャッシュに返されるシーケンスは、命令キ
ャッシュの場合と同一である。
読み出しを要求し、メモリアクセス属性がＫＶＴ９１２
に送られ、データがＦＣＭ９１１に送られて復号化さ
れ、データキャッシュに返されるシーケンスは、命令キ
ャッシュの場合と同一である。
【０１３０】最後にキャッシュタグにメモリアクセス属
性と相対アドレス値が書き込まれてキャッシュの読み込
みは完了する。
性と相対アドレス値が書き込まれてキャッシュの読み込
みは完了する。
【０１３１】次に、アドレス変換機構を持つ場合のデー
タキャッシュの非同期書き込みに関する問題と、本実施
形態で提供する機構について説明する。
タキャッシュの非同期書き込みに関する問題と、本実施
形態で提供する機構について説明する。
【０１３２】図１４に、本実施形態のデータキャッシュ
のデータ構造を示す。データキャッシュメモリ１４３１
は、２５６本のライン１５０１―０〜１５０１−２５５
で構成されている。各ライン（たとえばライン０）は、
外部メモリの内容を格納するラインバッファ１５０１−
０−０と、物理アドレスタグ１５０１−０−１と、相対
アドレス値１５０１−０−２と、タスク識別子１５０１
−０−３と、ＭＴＲＲ識別子１５０１−０−４と、フラ
ッグ領域１５０１−０−５を有する。
のデータ構造を示す。データキャッシュメモリ１４３１
は、２５６本のライン１５０１―０〜１５０１−２５５
で構成されている。各ライン（たとえばライン０）は、
外部メモリの内容を格納するラインバッファ１５０１−
０−０と、物理アドレスタグ１５０１−０−１と、相対
アドレス値１５０１−０−２と、タスク識別子１５０１
−０−３と、ＭＴＲＲ識別子１５０１−０−４と、フラ
ッグ領域１５０１−０−５を有する。
【０１３３】データキャッシュ９０４が命令キャッシュ
９０３と異なる点は、データの書き戻し、すなわち割り
込み時などに、外部メモリに一時的に退避される場合が
あることである。
９０３と異なる点は、データの書き戻し、すなわち割り
込み時などに、外部メモリに一時的に退避される場合が
あることである。
【０１３４】あるタスクＡに読み込まれたキャッシュラ
インは、必ずしもタスクＡの実行中にフラッシュされて
外部メモリに書き戻されるとは限らない。別のタスクＢ
の実行中にフラッシュされる可能性もある。アドレス変
換機構を持つプロセッサの場合、タスク毎に異なるメモ
リマップを持つことできるため、キャッシュラインの保
存先物理アドレスは、仮想アドレスから一意に決定する
ことはできない。
インは、必ずしもタスクＡの実行中にフラッシュされて
外部メモリに書き戻されるとは限らない。別のタスクＢ
の実行中にフラッシュされる可能性もある。アドレス変
換機構を持つプロセッサの場合、タスク毎に異なるメモ
リマップを持つことできるため、キャッシュラインの保
存先物理アドレスは、仮想アドレスから一意に決定する
ことはできない。
【０１３５】従来、この問題は、キャッシュタグに物理
アドレスタグ１５０１−０−１をもうけて、保存先の物
理アドレス情報を付与すれば、現在実行中のタスクが何
であるかに関わらずキャッシュラインの保存先を決定で
きる。
アドレスタグ１５０１−０−１をもうけて、保存先の物
理アドレス情報を付与すれば、現在実行中のタスクが何
であるかに関わらずキャッシュラインの保存先を決定で
きる。
【０１３６】ところが、これに本発明のブロック対応鍵
を利用した暗号化を適用しようとすると、問題が生じ
る。ブロック対応鍵は、上述したように、キャッシュラ
インの仮想アドレスと、オフセット値の差である相対ア
ドレス値から生成されている。一般にはこの相対アドレ
ス値は物理アドレスから生成することはできないので、
キャッシュの書き戻しにあたってのデータ暗号化ができ
ない。
を利用した暗号化を適用しようとすると、問題が生じ
る。ブロック対応鍵は、上述したように、キャッシュラ
インの仮想アドレスと、オフセット値の差である相対ア
ドレス値から生成されている。一般にはこの相対アドレ
ス値は物理アドレスから生成することはできないので、
キャッシュの書き戻しにあたってのデータ暗号化ができ
ない。
【０１３７】本実施形態では、データキャッシュメモリ
１４３１のキャッシュタグに、相対アドレス値を格納す
るタグ１５０１−０−２をもうけて、このキャッシュラ
インの確保時に付与された相対アドレス値を保存するこ
とで、書き戻し時の暗号化の問題を解決している。タグ
の書き込みは、このキャッシュラインの暗号属性決定時
に行う。
１４３１のキャッシュタグに、相対アドレス値を格納す
るタグ１５０１−０−２をもうけて、このキャッシュラ
インの確保時に付与された相対アドレス値を保存するこ
とで、書き戻し時の暗号化の問題を解決している。タグ
の書き込みは、このキャッシュラインの暗号属性決定時
に行う。
【０１３８】別の方法として、キャッシュタグに仮想ア
ドレスを保持しても同様の機能が実現される。キャッシ
ュの非同期書き戻しを実行するときに、メモリ領域情報
はＭＴＲＲテーブル１４０３に保持されているので、仮
想アドレスとタスク識別子からＭＴＲＲのオフセット情
報を取得して相対アドレス値を計算すればよい。
ドレスを保持しても同様の機能が実現される。キャッシ
ュの非同期書き戻しを実行するときに、メモリ領域情報
はＭＴＲＲテーブル１４０３に保持されているので、仮
想アドレスとタスク識別子からＭＴＲＲのオフセット情
報を取得して相対アドレス値を計算すればよい。
【０１３９】データキャッシュ９０４では、配布鍵で決
められた初期化データと作業領域の他に、２箇所のデー
タ領域を追加することができる。これらの領域は、ＭＴ
ＲＲ（アドレス範囲レジスタ）のＩＤ２、３で指定され
る。
められた初期化データと作業領域の他に、２箇所のデー
タ領域を追加することができる。これらの領域は、ＭＴ
ＲＲ（アドレス範囲レジスタ）のＩＤ２、３で指定され
る。
【０１４０】データ領域の追加は、setkeyと呼ぶ特別な
命令をタスクが発行することで行なわれる。プロセッサ
の所定のレジスタにデータの暗号鍵、補助定数とメモリ
領域およびＭＴＲＲ ＩＤを格納してsetkey命令を発行
する。Setkey命令は自タスクＩＤのデータ暗号化属性の
みに有効なので、命令で明示的にタスクＩＤを指定する
必要はない。
命令をタスクが発行することで行なわれる。プロセッサ
の所定のレジスタにデータの暗号鍵、補助定数とメモリ
領域およびＭＴＲＲ ＩＤを格納してsetkey命令を発行
する。Setkey命令は自タスクＩＤのデータ暗号化属性の
みに有効なので、命令で明示的にタスクＩＤを指定する
必要はない。
【０１４１】Setkey命令は、プロセッサコア９０２の内
部で、データキャッシュ９０４のＭＴＲＲテーブル１４
０３へのアクセスと、鍵値テーブル９１２のデータ鍵テ
ーブル１３０５へのアクセスという、２つのステップに
分解されて実行される。
部で、データキャッシュ９０４のＭＴＲＲテーブル１４
０３へのアクセスと、鍵値テーブル９１２のデータ鍵テ
ーブル１３０５へのアクセスという、２つのステップに
分解されて実行される。
【０１４２】タスクの初期状態において、ＭＴＲＲ（ア
ドレス範囲レジスタ）の２、３は無効化された状態、す
なわちアドレス範囲の大きさが０である状態にある。こ
の状態ではいかなるメモリアクセスもアドレス範囲に該
当しない。
ドレス範囲レジスタ）の２、３は無効化された状態、す
なわちアドレス範囲の大きさが０である状態にある。こ
の状態ではいかなるメモリアクセスもアドレス範囲に該
当しない。
【０１４３】Setkey命令が発行されると、最初にタスク
ＩＤとＭＴＲＲのＩＤに一致するデータキャッシュライ
ンがフラッシュされる。
ＩＤとＭＴＲＲのＩＤに一致するデータキャッシュライ
ンがフラッシュされる。
【０１４４】次に、鍵値テーブル９１２のデータ鍵テー
ブル１３０５のタスクＩＤとＭＴＲＲのＩＤでインデッ
クスされた欄に、暗号鍵が書き込まれる。
ブル１３０５のタスクＩＤとＭＴＲＲのＩＤでインデッ
クスされた欄に、暗号鍵が書き込まれる。
【０１４５】次に、データキャッシュ９０４のＭＴＲＲ
テーブル１４０３の指定タスクＩＤとＭＴＲＲ ＩＤで
インデックスされた欄に、アドレス範囲が書き込まれ
る。
テーブル１４０３の指定タスクＩＤとＭＴＲＲ ＩＤで
インデックスされた欄に、アドレス範囲が書き込まれ
る。
【０１４６】ＭＴＲＲのアドレス範囲の長さが０を越え
るとその暗号化指定が有効になる。以下、追加データの
読み書きについては初期化データの場合と同様である。
るとその暗号化指定が有効になる。以下、追加データの
読み書きについては初期化データの場合と同様である。
【０１４７】設定したＭＴＲＲを変更、すなわちデータ
領域の属性を変更するには、再度setkey命令を発行す
る。上述のように、setkey命令を発行するとＭＴＲＲの
ＩＤに対応するキャッシュ上のラインはすべてフラッシ
ュされ、外部メモリへと書き出される。その後、データ
鍵テーブル１３０５，ＭＴＲＲテーブル１４０３に新し
い設定が書き込まれ、新しい設定での読み書きが始ま
る。
領域の属性を変更するには、再度setkey命令を発行す
る。上述のように、setkey命令を発行するとＭＴＲＲの
ＩＤに対応するキャッシュ上のラインはすべてフラッシ
ュされ、外部メモリへと書き出される。その後、データ
鍵テーブル１３０５，ＭＴＲＲテーブル１４０３に新し
い設定が書き込まれ、新しい設定での読み書きが始ま
る。
【０１４８】いったん外部メモリに書き戻されて保存さ
れた暗号データは、先に使用した暗号鍵Ｋｘ、補助定数
Ｃｘ、オフセットアドレスが一致して初めて正しく読み
出せる。たとえ暗号鍵、補助定数が一致していてもオフ
セットアドレスが一致しなければ正しい値を復号化する
ことはできない。このことはタスク間で共有される共有
メモリやディスクデータの読み書きにおいて重要であ
る。この理由でsetkey命令が実行されると、対応するキ
ャッシュラインは無条件にフラッシュされる。
れた暗号データは、先に使用した暗号鍵Ｋｘ、補助定数
Ｃｘ、オフセットアドレスが一致して初めて正しく読み
出せる。たとえ暗号鍵、補助定数が一致していてもオフ
セットアドレスが一致しなければ正しい値を復号化する
ことはできない。このことはタスク間で共有される共有
メモリやディスクデータの読み書きにおいて重要であ
る。この理由でsetkey命令が実行されると、対応するキ
ャッシュラインは無条件にフラッシュされる。
【０１４９】逆に、あるデータ領域が外部メモリ上で別
の絶対メモリアドレスに領域にコピーされたとしても、
ＭＴＲＲの領域指定先頭アドレスが移動先アドレスに対
応して設定されれば、暗号鍵、補助定数が一致する条件
の下で、元のデータを正しく読み出すことができる。
の絶対メモリアドレスに領域にコピーされたとしても、
ＭＴＲＲの領域指定先頭アドレスが移動先アドレスに対
応して設定されれば、暗号鍵、補助定数が一致する条件
の下で、元のデータを正しく読み出すことができる。
【０１５０】このように、本実施形態ではデータの暗号
化においても、ブロック交換攻撃防止のためのブロック
ごとの個別暗号鍵方式と、メモリの再配置（リロケーシ
ョン）とを、矛盾なく両立させることができる。
化においても、ブロック交換攻撃防止のためのブロック
ごとの個別暗号鍵方式と、メモリの再配置（リロケーシ
ョン）とを、矛盾なく両立させることができる。
【０１５１】＜タスクの一時中断＞マルチタスクＯＳで
は、タスクの実行はしばしば割り込みにより中断され
る。割り込み後はＯＳの割り込みハンドラが実行され、
必要に応じて、別のタスクに実行が切替えられる場合
と、タスクの切り替えなしに元のタスクに復帰する場合
がある。
は、タスクの実行はしばしば割り込みにより中断され
る。割り込み後はＯＳの割り込みハンドラが実行され、
必要に応じて、別のタスクに実行が切替えられる場合
と、タスクの切り替えなしに元のタスクに復帰する場合
がある。
【０１５２】本実施形態のプロセッサでは、割り込みコ
ントローラから割り込み要求があると、保護タスクの実
行は中断され、割り込みベクタで指定されるアドレスの
割り込みハンドラの実行が開始される。すなわち、それ
までの保護タスクのレジスタ値（コンテキスト情報）
が、割り込みハンドラによりコア９０２のレジスタバッ
ファ（アレイ）９１５に退避され、ＯＳを含む他のタス
クからの読み出しから保護される。この割り込みによ
り、図６の状態遷移に示されるように、タスク状態テー
ブル９２１の値がＲＵＮからＳＴＯＰＰＥＤに移行す
る。ＳＴＯＰＰＥＤ状態では、中断されたタスクのコン
テキストは、コア９０２のレジスタバッファ９１５を占
有しているが、この状態でＳＵＳＰＥＮＤ命令（タスク
実行状態保存命令）が発せられると、レジスタバッファ
の内容は、ＳＵＳＰＥＮＤ命令で指定されたメモリ領域
に保存され、タスク状態はＳＵＳＰＥＮＤへ移行する。
割り込みハンドラは、レジスタバッファの内容を読み出
すことはできないが、それを一括してメモリに保存する
ことはできるのである。
ントローラから割り込み要求があると、保護タスクの実
行は中断され、割り込みベクタで指定されるアドレスの
割り込みハンドラの実行が開始される。すなわち、それ
までの保護タスクのレジスタ値（コンテキスト情報）
が、割り込みハンドラによりコア９０２のレジスタバッ
ファ（アレイ）９１５に退避され、ＯＳを含む他のタス
クからの読み出しから保護される。この割り込みによ
り、図６の状態遷移に示されるように、タスク状態テー
ブル９２１の値がＲＵＮからＳＴＯＰＰＥＤに移行す
る。ＳＴＯＰＰＥＤ状態では、中断されたタスクのコン
テキストは、コア９０２のレジスタバッファ９１５を占
有しているが、この状態でＳＵＳＰＥＮＤ命令（タスク
実行状態保存命令）が発せられると、レジスタバッファ
の内容は、ＳＵＳＰＥＮＤ命令で指定されたメモリ領域
に保存され、タスク状態はＳＵＳＰＥＮＤへ移行する。
割り込みハンドラは、レジスタバッファの内容を読み出
すことはできないが、それを一括してメモリに保存する
ことはできるのである。
【０１５３】割り込み処理時間が長い場合や、タスク切
り替えがある場合は、レジスタバッファの内容は、キャ
ッシュメモリに保存される。また、保存されたコンテキ
スト情報が、さらに外部メモリへ書き出される場合もあ
る。この場合、コンテキスト情報が所定のコンテキスト
鍵で暗号化されてから、外部メモリに書き出される。
り替えがある場合は、レジスタバッファの内容は、キャ
ッシュメモリに保存される。また、保存されたコンテキ
スト情報が、さらに外部メモリへ書き出される場合もあ
る。この場合、コンテキスト情報が所定のコンテキスト
鍵で暗号化されてから、外部メモリに書き出される。
【０１５４】ＳＵＳＰＥＮＤ（保存）状態のタスクを再
開するには、図５および６に示すように、タスクＩＤと
コンテキスト情報の保存先アドレスを指定して、resume
命令を発行する。
開するには、図５および６に示すように、タスクＩＤと
コンテキスト情報の保存先アドレスを指定して、resume
命令を発行する。
【０１５５】ＳＴＯＰＰＥＤ状態（レジスタ値が保存さ
れず、単に退避されている状態）からタスクを再開する
には、continue命令を発行する。たとえば、割り込み処
理が簡単に終りタスクの切り替えが起きない場合や、ソ
フトウェアタイマーのカウンタインクリメント処理で
は、それまで実行されていたレジスタ値を保存せずに、
レジスタバッファアレイ９１５に退避させるにとどま
る。この場合は、レジスタバッファからレジスタ値が復
帰され、割り込み前のタスク実行が再開される。タスク
の状態は、ＳＴＯＰＰＥＤからＲＵＮに戻される。
れず、単に退避されている状態）からタスクを再開する
には、continue命令を発行する。たとえば、割り込み処
理が簡単に終りタスクの切り替えが起きない場合や、ソ
フトウェアタイマーのカウンタインクリメント処理で
は、それまで実行されていたレジスタ値を保存せずに、
レジスタバッファアレイ９１５に退避させるにとどま
る。この場合は、レジスタバッファからレジスタ値が復
帰され、割り込み前のタスク実行が再開される。タスク
の状態は、ＳＴＯＰＰＥＤからＲＵＮに戻される。
【０１５６】図１５は、suspend（タスク状態保存）命
令が出されたときの処理フローである。
令が出されたときの処理フローである。
【０１５７】まず、suspend命令の発行を受けて、タス
ク状態テーブル９２１を参照して、指定されたタスク状
態がＳＴＯＰＰＥＤであるか判断される（Ｓ６０１）。
ＳＴＯＰＰＥＤでない場合は（Ｓ６０１でＮＯ）、それ
まのレジスタ値がコア９０２のレジスタバッファ（アレ
イ）９１５に退避されていないことになるので、この状
態でsuspend命令が出されても無効にされ、タスク状態
はＩＮＶＡＬＩＤにされる（Ｓ６０５）。
ク状態テーブル９２１を参照して、指定されたタスク状
態がＳＴＯＰＰＥＤであるか判断される（Ｓ６０１）。
ＳＴＯＰＰＥＤでない場合は（Ｓ６０１でＮＯ）、それ
まのレジスタ値がコア９０２のレジスタバッファ（アレ
イ）９１５に退避されていないことになるので、この状
態でsuspend命令が出されても無効にされ、タスク状態
はＩＮＶＡＬＩＤにされる（Ｓ６０５）。
【０１５８】指定されたタスク状態がＳＴＯＰＰＥＤの
場合は（Ｓ６０１でＹＥＳ）、レジスタバッファアレイ
９１５にある内容が、suspend命令で指定されたアドレ
スのメモリ領域に書き込まれ、保存が開始される（Ｓ６
９２）。
場合は（Ｓ６０１でＹＥＳ）、レジスタバッファアレイ
９１５にある内容が、suspend命令で指定されたアドレ
スのメモリ領域に書き込まれ、保存が開始される（Ｓ６
９２）。
【０１５９】保存はキャッシュへの保存が基本であり、
保存開始前にタスクチャネル９１６を通じてそれまで実
行していたタスクのＩＤが、データキャッシュの保存予
定コンテキスト識別子レジスタ１４３４に保持される。
そして、データキャッシュメモリ１４３１上でコンテキ
スト情報を書き込むためのキャッシュラインが確保さ
れ、データの転送が開始される。ラインの書き込み完了
ごとに、キャッシュラインのタグにコンテキストを表す
識別子とタスクＩＤが書き込まれる。
保存開始前にタスクチャネル９１６を通じてそれまで実
行していたタスクのＩＤが、データキャッシュの保存予
定コンテキスト識別子レジスタ１４３４に保持される。
そして、データキャッシュメモリ１４３１上でコンテキ
スト情報を書き込むためのキャッシュラインが確保さ
れ、データの転送が開始される。ラインの書き込み完了
ごとに、キャッシュラインのタグにコンテキストを表す
識別子とタスクＩＤが書き込まれる。
【０１６０】コンテキスト情報の保存は元のメモリの内
容を完全に上書きするものである。コンテキスト情報は
キャッシュラインサイズの整数倍で、その先頭アドレス
がかならずキャッシュラインサイズでアラインされてお
り、通常必要とされる書き込み前に保存先内容を読み出
す動作（ライトアロケート）は不要となる。
容を完全に上書きするものである。コンテキスト情報は
キャッシュラインサイズの整数倍で、その先頭アドレス
がかならずキャッシュラインサイズでアラインされてお
り、通常必要とされる書き込み前に保存先内容を読み出
す動作（ライトアロケート）は不要となる。
【０１６１】そして、コア９０２のハッシュ計算部９２
２で、レジスタバッファの内容全体のハッシュが計算さ
れ、タスクＩＤとともに、メモリ上のレジスタ情報の最
後にハッシュ値が付加される（Ｓ６０３）。多数ライン
にわたる場合は、コア９０２のタスクスイッチャ（ＳＴ
Ｓ）９１４は、レジスタバッファアレイ９１５の情報を
順次キャッシュラインに書き込みながらハッシュを計算
する。
２で、レジスタバッファの内容全体のハッシュが計算さ
れ、タスクＩＤとともに、メモリ上のレジスタ情報の最
後にハッシュ値が付加される（Ｓ６０３）。多数ライン
にわたる場合は、コア９０２のタスクスイッチャ（ＳＴ
Ｓ）９１４は、レジスタバッファアレイ９１５の情報を
順次キャッシュラインに書き込みながらハッシュを計算
する。
【０１６２】コンテキスト領域の最後にタスクＩＤとハ
ッシュ値を書き込み、タグの付加が終わるとsuspend命
令の実行は完了となり、タスクの状態はＳＵＳＰＥＮＤ
に移行する（Ｓ６０４）。
ッシュ値を書き込み、タグの付加が終わるとsuspend命
令の実行は完了となり、タスクの状態はＳＵＳＰＥＮＤ
に移行する（Ｓ６０４）。
【０１６３】保存されたコンテキスト情報は、データと
同様に、タスクの実行とは非同期的に外部メモリ１０８
へと書き出される。外部メモリへの書き出し時のコンテ
キスト情報の取り扱いで、他の情報と異なる点が２点あ
る。ひとつは相対アドレス値の扱いであり、もうひとつ
は読み込み処理の違いである。
同様に、タスクの実行とは非同期的に外部メモリ１０８
へと書き出される。外部メモリへの書き出し時のコンテ
キスト情報の取り扱いで、他の情報と異なる点が２点あ
る。ひとつは相対アドレス値の扱いであり、もうひとつ
は読み込み処理の違いである。
【０１６４】コンテキスト情報は複数のブロックで構成
されるが、相対アドレス値として同一の値が使われる。
相対アドレス値には、あらかじめ定められた定数が用い
られる。コンテキスト情報にはハッシュが付加されてい
るため、ブロックの交換に元々耐性があるためである。
コンテキスト情報が保存されたキャッシュラインがフラ
ッシュされる時、取り出された暗号属性は書き出しコン
テキストキーＩＤ１４１５に一時的に保持される。その
後の処理は、データキャッシュの書き出しと同様であ
る。
されるが、相対アドレス値として同一の値が使われる。
相対アドレス値には、あらかじめ定められた定数が用い
られる。コンテキスト情報にはハッシュが付加されてい
るため、ブロックの交換に元々耐性があるためである。
コンテキスト情報が保存されたキャッシュラインがフラ
ッシュされる時、取り出された暗号属性は書き出しコン
テキストキーＩＤ１４１５に一時的に保持される。その
後の処理は、データキャッシュの書き出しと同様であ
る。
【０１６５】図１６は、保存されたコンテキスト情報か
らタスクを再開する処理フローである。
らタスクを再開する処理フローである。
【０１６６】まず、保存されたコンテキスト情報を読み
込んでタスクの実行を再開するために、タスクＩＤと保
存先メモリアドレスをパラメータとしたresume命令が発
行されると、指定されたタスク状態がＳＵＳＰＥＮＤで
あるかどうか判断される（Ｓ７０１）。ＳＵＳＰＥＮＤ
状態にない場合は（Ｓ７０１でＮＯ）、コンテキスト情
報が保存されていないので、タスク状態はＩＮＶＡＬＩ
Ｄにされる（Ｓ７０７）。換言すれば、resume命令はタ
スク状態がＳＵＳＰＥＮＤＥＤ以外の場合は、無効であ
る。
込んでタスクの実行を再開するために、タスクＩＤと保
存先メモリアドレスをパラメータとしたresume命令が発
行されると、指定されたタスク状態がＳＵＳＰＥＮＤで
あるかどうか判断される（Ｓ７０１）。ＳＵＳＰＥＮＤ
状態にない場合は（Ｓ７０１でＮＯ）、コンテキスト情
報が保存されていないので、タスク状態はＩＮＶＡＬＩ
Ｄにされる（Ｓ７０７）。換言すれば、resume命令はタ
スク状態がＳＵＳＰＥＮＤＥＤ以外の場合は、無効であ
る。
【０１６７】ＳＵＳＰＥＮＤ状態にある場合は（Ｓ７０
１でＹＥＳ）、アドレスとタスクＩＤが、それぞれアド
レスラインとタスクチャンネルを通して、データキャッ
シュ９０４に送られる。キャッシュのアドレスがヒット
して、かつタグがコンテキストを示しており、タスクＩ
Ｄが一致する場合、キャッシュメモリ１４３１上のデー
タが、レジスタバッファに転送され、タスクの再開処理
が開始される（Ｓ７０２）。
１でＹＥＳ）、アドレスとタスクＩＤが、それぞれアド
レスラインとタスクチャンネルを通して、データキャッ
シュ９０４に送られる。キャッシュのアドレスがヒット
して、かつタグがコンテキストを示しており、タスクＩ
Ｄが一致する場合、キャッシュメモリ１４３１上のデー
タが、レジスタバッファに転送され、タスクの再開処理
が開始される（Ｓ７０２）。
【０１６８】レジスタバッファへのデータ転送と並行し
てハッシュ計算が行なわれる（Ｓ７０３）。計算したハ
ッシュが期待値と一致するかどうか判断され（Ｓ７０
４）、不一致の場合、再開処理は中止され、タスクはＩ
ＮＶＡＬＩＤ状態となる（Ｓ７０７）。
てハッシュ計算が行なわれる（Ｓ７０３）。計算したハ
ッシュが期待値と一致するかどうか判断され（Ｓ７０
４）、不一致の場合、再開処理は中止され、タスクはＩ
ＮＶＡＬＩＤ状態となる（Ｓ７０７）。
【０１６９】ハッシュが一致した場合は（Ｓ７０４でＹ
ＥＳ）、カレントタスクレジスタに指定されたタスクの
ＩＤを設定し（Ｓ７０５）、タスクの状態をＲＵＮに変
更して実行が再開される（Ｓ７０６）。
ＥＳ）、カレントタスクレジスタに指定されたタスクの
ＩＤを設定し（Ｓ７０５）、タスクの状態をＲＵＮに変
更して実行が再開される（Ｓ７０６）。
【０１７０】図１６のフローには記載されていないが、
resume命令で指定されたコンテキスト情報の領域がキャ
ッシュにヒットしない場合は、保存されたデータが外部
メモリに書き出されている場合である。この場合は、外
部メモリからのデータ読み込みが開始される。すなわ
ち、タスクＩＤレジスタ１４０１に保持されたタスクＩ
Ｄと、resume命令で指定されたアドレスに対応するメモ
リの読み出し要求がデータキャッシュ９０４からＢＩＵ
９０６に送られる。そして、タスクＩＤとコンテキスト
を意味する暗号属性が鍵値テーブル９１２へ送られ、Ｆ
ＣＭ９１１で復号のための鍵が生成される。ある時点で
保存されたタスクのコンテキスト情報は、すべて同じ鍵
で暗号化されているので、ブロック単位の鍵生成は行な
わない。
resume命令で指定されたコンテキスト情報の領域がキャ
ッシュにヒットしない場合は、保存されたデータが外部
メモリに書き出されている場合である。この場合は、外
部メモリからのデータ読み込みが開始される。すなわ
ち、タスクＩＤレジスタ１４０１に保持されたタスクＩ
Ｄと、resume命令で指定されたアドレスに対応するメモ
リの読み出し要求がデータキャッシュ９０４からＢＩＵ
９０６に送られる。そして、タスクＩＤとコンテキスト
を意味する暗号属性が鍵値テーブル９１２へ送られ、Ｆ
ＣＭ９１１で復号のための鍵が生成される。ある時点で
保存されたタスクのコンテキスト情報は、すべて同じ鍵
で暗号化されているので、ブロック単位の鍵生成は行な
わない。
【０１７１】復号が完了したブロックは、順次データキ
ャッシュ９０４へと送られ、タスクスイッチャ（ＳＴ
Ｓ）９１４はレジスタバッファアレイ９１５にその内容
を読み込む。以後の処理はキャッシュがヒットした場合
と同じである。
ャッシュ９０４へと送られ、タスクスイッチャ（ＳＴ
Ｓ）９１４はレジスタバッファアレイ９１５にその内容
を読み込む。以後の処理はキャッシュがヒットした場合
と同じである。
【０１７２】＜タスクの終了＞タスクを終了して、割り
当てたタスクＩＤとプロセッサ内の各種テーブルを別の
新しいタスクのために再利用するには、タスクＩＤを指
定してdelete命令を発行する。本実施形態では、それま
でのタスクの内容が不正に覗き見されないように、シス
テム動作中は、一度登録したタスクのタスクＩＤは、そ
の登録を削除しない限り、新しいタスクのために使用す
ることはできない。
当てたタスクＩＤとプロセッサ内の各種テーブルを別の
新しいタスクのために再利用するには、タスクＩＤを指
定してdelete命令を発行する。本実施形態では、それま
でのタスクの内容が不正に覗き見されないように、シス
テム動作中は、一度登録したタスクのタスクＩＤは、そ
の登録を削除しない限り、新しいタスクのために使用す
ることはできない。
【０１７３】図１７は、タスク削除の処理フローを示
す。
す。
【０１７４】まず、タスクに対してdelete命令が発行さ
れると、指定されたタスクがＩＮＩＴ、ＳＴＯＰＰＥ
Ｄ、ＳＵＳＰＥＮＤのいずれかの状態にあるかが判断さ
れる（Ｓ８０１）。上記のいずれの状態にもない場合
（すなわちＲＵＮ，ＮＵＬＬである場合）には、タスク
はＩＮＶＡＬＩＤにされ（Ｓ８０５）、エラーとなる。
れると、指定されたタスクがＩＮＩＴ、ＳＴＯＰＰＥ
Ｄ、ＳＵＳＰＥＮＤのいずれかの状態にあるかが判断さ
れる（Ｓ８０１）。上記のいずれの状態にもない場合
（すなわちＲＵＮ，ＮＵＬＬである場合）には、タスク
はＩＮＶＡＬＩＤにされ（Ｓ８０５）、エラーとなる。
【０１７５】上記のいずれかの状態にある場合は（Ｓ８
０１でＹＥＳ）、指定されたタスクＩＤに対応するタグ
が付与されたキャッシュラインがフラッシュされ（Ｓ８
０２）。
０１でＹＥＳ）、指定されたタスクＩＤに対応するタグ
が付与されたキャッシュラインがフラッシュされ（Ｓ８
０２）。
【０１７６】これにより、対応する鍵テーブル１３０３
〜１３０５、命令キャッシュのオフセットテーブル１２
０７、データキャッシュのＭＴＲＲテーブル１４０３も
クリアされる（Ｓ８０３）。
〜１３０５、命令キャッシュのオフセットテーブル１２
０７、データキャッシュのＭＴＲＲテーブル１４０３も
クリアされる（Ｓ８０３）。
【０１７７】これらの動作が完了すると、タスク状態が
ＮＵＬＬにされる（Ｓ８０４）。
ＮＵＬＬにされる（Ｓ８０４）。
【０１７８】Delete命令を発行するのはタスク自身では
なくＯＳであり、delete命令を発行できるのはＲＵＮと
ＮＵＬＬ以外の状態にあるタスクに対してである。
なくＯＳであり、delete命令を発行できるのはＲＵＮと
ＮＵＬＬ以外の状態にあるタスクに対してである。
【０１７９】タスクが削除されてタスクＩＤがＮＵＬＬ
状態となれば、再びregister命令により配布鍵を登録し
て、新しいタスクを実行することができる。
状態となれば、再びregister命令により配布鍵を登録し
て、新しいタスクを実行することができる。
【０１８０】
【発明の効果】少ない数の秘密に基づき、簡便な方法で
プログラムをブロックごとに暗号化、復号化するので、
ブロック入れ替え攻撃を防止できるとともに、ソフトウ
ェアベンダ側とマイクロプロセッサ側の双方の資源管
理、処理負担が軽減する。
プログラムをブロックごとに暗号化、復号化するので、
ブロック入れ替え攻撃を防止できるとともに、ソフトウ
ェアベンダ側とマイクロプロセッサ側の双方の資源管
理、処理負担が軽減する。
【０１８１】ブロック対応暗号化に、仮想メモリ空間に
基づく相対アドレスを用いるので、リロケーションの問
題に効率的に対処できる。
基づく相対アドレスを用いるので、リロケーションの問
題に効率的に対処できる。
【０１８２】鍵値テーブルと高速暗号鍵処理モジュール
をキャッシュ間で共有することにより、ハードウェアコ
ストが削減される。
をキャッシュ間で共有することにより、ハードウェアコ
ストが削減される。
【図１】本発明の実施形態に係るマルチパーティのアプ
リケーション保護環境を示す図である。
リケーション保護環境を示す図である。
【図２】図１のターゲットシステムに内蔵されたマイク
ロプロセッサの概略構成図である。
ロプロセッサの概略構成図である。
【図３】図１のマルチパーティ保護環境を実現するため
のブロック対応暗号鍵生成手順を示す図である。
のブロック対応暗号鍵生成手順を示す図である。
【図４】本発明の実施形態で用いられる情報配置記述子
と配布鍵の構成と、これらの情報が配置される仮想アド
レス空間のメモリマップを示す図である。
と配布鍵の構成と、これらの情報が配置される仮想アド
レス空間のメモリマップを示す図である。
【図５】タスク制御命令の例を示す図である。
【図６】タスク状態遷移の例を示す図である。
【図７】マイクロプロセッサ上でのタスク登録の動作を
示す図である。
示す図である。
【図８】タスク登録の処理手順を示すフローチャートで
ある。
ある。
【図９】図２に示すマイクロプロセッサ内の命令キャッ
シュの概略構成図である。
シュの概略構成図である。
【図１０】図２に示すマイクロプロセッサ内の鍵値テー
ブルと高速暗号鍵処理モジュールの概略構成図である。
ブルと高速暗号鍵処理モジュールの概略構成図である。
【図１１】図２に示すマイクロプロセッサ内のデータキ
ャッシュの概略構成図である。
ャッシュの概略構成図である。
【図１２】タスク実行開始の処理手順を示すフローチャ
ートである。
ートである。
【図１３】命令キャッシュの読み込み（フェッチ）手順
を示すフローチャートである。
を示すフローチャートである。
【図１４】データキャッシュ内部のデータ構造を示す図
である。
である。
【図１５】タスク状態保存（ＳＵＳＰＥＮＤ）の処理手
順を示すフローチャートである。
順を示すフローチャートである。
【図１６】中断されたタスク再開の処理手順を示すフロ
ーチャートである。
ーチャートである。
【図１７】タスクの終了（削除）の処理手順を示すフロ
ーチャートである。
ーチャートである。
【図１８】従来のマルチパーティアプリケーション保護
環境の図である。
環境の図である。
１０２ ターゲットシステム（ユーザーシステム）
１０３ マイクロプロセッサ
１０５ 秘密鍵
１０８ 外部メモリ
１１３ 公開鍵
１２１ ソフトウェアベンダ
１２５ 配布鍵
１２６ ブロック対応暗号処理部
２００ プロセッサパッケージ
９０２ コア
９０３ 命令キャッシュ
９０４ データキャッシュ
９０５ 内部バス
９０６ バスインターフェイスユニット（ＢＩＵ）
９１１ 高速暗号鍵処理モジュール（ＦＣＭ）
９１２ 鍵値テーブル
９１３ 配布鍵管理モジュール
９１３−１ シーケンサ
９１３−２ 公開鍵復号モジュール
９１４ タスクスイッチャ
９１５ レジスタバッファアレイ
９２１ タスク状態テーブル
９２２ ハッシュ計算部
１１１１ 情報配置記述子
１２０３ 命令キャッシュメモリ
１２０４、１３０２、１４０１ カレントタスクＩＤレ
ジスタ １２０５ アクセス検証部 １２０７ オフセットテーブル １３０３〜１３０５ キーテーブル １３１１ ディスパッチャ １３１２ 鍵生成モジュール １３１３ 暗号処理モジュール １４０２ ＭＴＲＲテーブル管理比較部 １４０３ ＭＴＲＲ（アドレス範囲レジスタ）テーブル １４１１ 暗号属性送出部
ジスタ １２０５ アクセス検証部 １２０７ オフセットテーブル １３０３〜１３０５ キーテーブル １３１１ ディスパッチャ １３１２ 鍵生成モジュール １３１３ 暗号処理モジュール １４０２ ＭＴＲＲテーブル管理比較部 １４０３ ＭＴＲＲ（アドレス範囲レジスタ）テーブル １４１１ 暗号属性送出部
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(51)Int.Cl.7 識別記号 ＦＩ テーマコート゛(参考）
Ｈ０４Ｌ 9/08 Ｇ０６Ｆ 9/06 ６６０Ｌ
(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
Ｆターム(参考） 5B005 JJ00 KK12 LL04 MM02 MM03
NN42 UU12
5B017 AA03 BA07 BB00 CA15
5B076 FA01 FA13 FA16
5J104 NA02 NA37 NA42 PA14
Claims (18)
- 【請求項１】 複数の状態を取り得るタスクに識別子を
付与し、前記タスク識別子と対応して前記タスクの状態
を保持するタスク状態テーブルと、 現在実行中のタスク識別子を保持するタスクレジスタ
と、 前記タスクの要求があったときに、外部メモリに所定の
プログラム鍵で暗号化された状態で格納されているプロ
グラムをキャッシュライン単位に読み込むインターフェ
イスと、 前記プログラム鍵に基づいて、前記キャッシュラインご
とに異なる復号鍵を生成し、読み込まれた内容を復号す
る暗号処理部と、 各々がタグを有する複数のキャッシュラインから構成さ
れ、キャッシュラインごとに、そのキャッシュラインの
復号に用いられた復号鍵に対応するタスク識別子を前記
タグに保持する第１のキャッシュメモリと、 前記キャッシュラインのタグに保持されたタスク識別子
と、前記タスクレジスタの値を比較し、値が一致しない
場合に前記キャッシュラインの内容を廃棄するアクセス
検証部とを備えるマイクロプロセッサ。 - 【請求項２】 前記プログラム鍵を前記タスク識別子と
関連付けて格納する鍵値テーブルをさらに有し、 前記アクセス検証部の比較結果が一致したときに、前記
暗号処理部は、前記タスク識別子に対応して格納されて
いるプログラム鍵で、前記読み込まれた内容を復号する
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。 - 【請求項３】 前記タスクに対応するプログラムが配置
された先頭アドレスを、オフセット値として保持するオ
フセットテーブルをさらに備え、 前記暗号処理部は、前記オフセット値と前記プログラム
鍵とに基づき、前記復号鍵を生成し、前記キャッシュラ
イン単位で読み込まれた内容を復号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。 - 【請求項４】 前記タスクは、少なくともＮＵＬＬ、Ｒ
ＵＮの２種類の状態をとり、 前記鍵値テーブルは、前記タスク状態がＮＵＬＬからＲ
ＵＮに移行するときに、前記プログラム鍵と、このプロ
グラム鍵に基づいて生成された前記復号鍵とを格納する
ことを特徴とする請求項２に記載のマイクロプロセッ
サ。 - 【請求項５】 前記タスクは、少なくともＮＵＬＬ，Ｒ
ＵＮ，ＳＵＳＰＥＮＤの３種類の状態を取り、 前記実行中のタスクが中断されたときに、中断されたタ
スクの実行状態を一時的に保存する第２のキャッシュメ
モリをさらに備え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。 - 【請求項６】 現在処理中のタスクの識別子をタスクＩ
Ｄレジスタに格納するステップと、 タスクの要求があったときに、タスクを実行するため
に、外部メモリにブロックごとに暗号化された状態で格
納されているプログラムをキャッシュライン単位に読み
込むステップと、 前記キャッシュラインの所定領域に、前記要求のあった
タスクの識別子を格納するステップと、 前記キャッシュラインに格納されたタスクの識別子と、
前記タスクＩＤレジスタに格納されたタスク識別子とを
比較するステップと、 前記比較結果が一致するときに、前記読み込んだ内容を
復号化するステップとを含む暗号処理方法。 - 【請求項７】 前記比較結果が不一致の場合に、前記キ
ャッシュラインの内容を廃棄するステップをさらに含む
ことを特徴とする請求項６に記載の暗号処理方法。 - 【請求項８】 それぞれ固有のプログラム鍵に基づいて
暗号化された複数のプログラムが格納されている外部メ
モリのアドレスを指定して、読み出し要求を発行するプ
ロセッサコアと、 前記プロセッサコアの読み出し要求に応じて、前記外部
メモリの指定されたアドレスのデータブロックを読み出
すインターフェイスと、 前記プログラムの実行制御単位であるタスクごとに与え
られるタスク識別子に対応して、前記プログラム鍵を保
持するタスク鍵テーブルと、 前記タスク識別子ごとに、前記プログラムが配置された
先頭アドレスをオフセット値として保持するオフセット
テーブルと、 前記読み出し要求により指定されたアドレスと、前記オ
フセットテーブルのタスク識別子で指定されるオフセッ
ト値とから相対アドレス値を計算し、この相対アドレス
値を、前記プログラム鍵で暗号化したブロック対応鍵を
生成する鍵生成部と、 前記読み出されたデータブロックを、前記ブロック対応
鍵により復号化する暗号処理部と、 前記復号化されたデータブロックをキャッシュライン単
位に読み込むキャッシュメモリと、 を備えるマイクロプロセッサ。 - 【請求項９】 前記プロセッサコアが指定する外部メモ
リのアドレスは、仮想アドレスであり、 前記マイクロプロセッサは、所定の変換情報に基づいて
仮想アドレスから物理アドレスへ変換して外部メモリに
アクセスするアドレス変換機能をさらに有し、 前記鍵生成部は、前記仮想アドレスから相対アドレス値
を計算する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。 - 【請求項１０】 現在実行中のタスクの識別子を保持す
るタスクレジスタをさらに有し、 前記鍵生成部は、前記相対アドレス値に所定の秘密定数
を加算し、前記加算結果を、前記タスクレジスタに保持
されたタスク識別子で指定されるプログラム鍵によって
暗号化して、前記ブロック対応鍵を生成することを特徴
とする請求項８に記載のマイクロプロセッサ。 - 【請求項１１】 外部メモリに暗号化されて保持された
プログラムを、アドレス指定することによって、キャッ
シュライン単位に読み込むステップと、 前記プログラムの開始アドレスをオフセット値として取
り込むステップと、 前記指定したアドレスと、前記オフセット値とから相対
アドレスを求め、前記相対アドレスを所定の暗号鍵で暗
号化することによって、暗号鍵を生成するステップと、 前記生成した暗号鍵で、前記読み込んだ内容を復号化す
るステップとを含む暗号処理方法。 - 【請求項１２】 現在実行されているタスクの識別子を
保持するタスクレジスタと、 複数のキャッシュラインから構成され、タスクの要求が
あったときに、外部メモリに暗号化された状態で格納さ
れているデータを、前記キャッシュライン単位に前記タ
スクの識別子と対応付けて、平文状態で読み込み可能な
キャッシュメモリと、 前記暗号状態のデータを、キャッシュラインごとに異な
るブロック対応暗号鍵で前記平文に復号する暗号処理部
と、 前記暗号状態のデータのアドレス範囲を、前記タスクの
識別子と対応付けて保持するアドレス範囲レジスタとを
備え、前記タスクの実行中に、第２のタスクの要求があ
った場合に、前記暗号処理部は、前記タスクレジスタに
保持されているタスクの識別子に対応するキャッシュラ
インの内容を、前記ブロック対応暗号鍵で暗号化し、 前記キャッシュメモリは、前記暗号化されたデータを外
部メモリに書き戻し可能であることを特徴とするマイク
ロプロセッサ。 - 【請求項１３】 前記アドレス範囲レジスタに保持され
たアドレス範囲と、前記タスクの要求先のアドレスとか
ら相対アドレスを計算し、この相対アドレスを所定の鍵
で暗号化することにより前記ブロック対応暗号鍵を生成
する暗号鍵生成部をさらに備えることを特徴とする請求
項１２に記載のマイクロプロセッサ。 - 【請求項１４】 外部メモリに暗号化された状態で格納
されているプログラムの実行コードおよびデータをキャ
ッシュラインごとに取り込むインターフェイスと、 前記プログラムの開始アドレスであるオフセット値を保
持するオフセットテーブルを有し、前記実行コードを平
文状態でキャッシュラインごとに保持する第１のキャッ
シュと、 前記データのアドレス範囲を保持するアドレス範囲レジ
スタを有し、前記データを平文状態でキャッシュライン
ごとに保持する第２のキャッシュと、 前記第１および第２のキャッシュに共通バスを介して接
続され、前記プログラムの暗号化に用いた暗号鍵を保持
する鍵値テーブルと、 前記第１および第２のキャッシュバスおよび前記鍵値テ
ーブルに、前記共通バスを介して接続され、前記鍵値テ
ーブルと前記第１のキャッシュから前記暗号鍵と前記オ
フセット値をそれぞれ受け取り、当該暗号鍵とオフセッ
ト値に基づいて前記実行コードを復号化して前記第１の
キャッシュに供給し、前記鍵値テーブルと前記第２のキ
ャッシュから前記暗号鍵と前記アドレス範囲をそれぞれ
受け取って、前記暗号鍵とアドレス範囲に基づき前記デ
ータを復号化して、前記第２のキャッシュに供給する暗
号処理部とを備えるマイクロプロセッサ。 - 【請求項１５】 前記暗号処理部は、 複数の並列鍵生成ユニットから構成され、前記鍵値テー
ブルの暗号鍵と、前記第１および第２のキャッシュから
のオフセット値およびアドレス範囲に基づいて、前記キ
ャッシュラインごとに復号するブロック暗号鍵を生成す
る鍵生成モジュールと、 複数の並列暗号処理ユニットから構成され、前記生成さ
れたブロック暗号鍵に基づいて前記キャッシュラインご
とに復号化する暗号処理モジュールと、 前記鍵生成ユニットおよび暗号処理ユニットの空きユニ
ットに順次処理を割り振るディスパッチャとを備えるこ
とを特徴とする請求項１４に記載のマイクロプロセッ
サ。 - 【請求項１６】 タスクの要求に応じて、外部メモリに
暗号化された状態で格納されているプログラムを、キャ
ッシュラインごとに平文状態で保持するキャッシュメモ
リと、 前記平文状態のプログラムを実行する命令実行部と、 前記タスクの実行中に割り込みが発生した場合に，前記
プログラムの実行状態を一時的に退避させる退避レジス
タと、 実行状態保存要求があったときに、前記退避レジスタの
内容にハッシュを付加して前記キャッシュメモリの所定
のラインに書き込むハッシュ計算部と、 前記キャッシュラインに書き込まれた実行状態を前記キ
ャッシュライン単位で所定の暗号鍵により暗号化して、
外部メモリに書き戻す暗号処理部とを備えるマイクロプ
ロセッサ。 - 【請求項１７】 前記キャッシュメモリのキャッシュラ
インは、当該キャッシュラインが実行状態を格納中であ
ることを示すフラグを有することを特徴とする請求項１
６に記載のマイクロプロセッサ。 - 【請求項１８】 前記暗号処理部は、実行状態復帰要求
があったときに、前記暗号化された実行状態を前記キャ
ッシュメモリに読み込み、前記暗号鍵でキャッシュライ
ンごとに復号して前記退避レジスタに供給し、前記ハッ
シュ計算部は前記ハッシュを検証して、検証に成功した
場合にのみ、前記実行状態の復帰を許可することを特徴
とする請求項１６に記載のマイクロプロセッサ。
Priority Applications (7)
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| KR10-2002-0058773A KR100503906B1 (ko) | 2001-09-28 | 2002-09-27 | 마이크로프로세서 |
| DE60214640T DE60214640T2 (de) | 2001-09-28 | 2002-09-27 | Mikroprozessor mit verbesserten Taskverwaltungs- und Tabellenverwaltungsvorrichtungen |
| EP02256772A EP1298518B1 (en) | 2001-09-28 | 2002-09-27 | Microprocessor with improved task management and table management mechanism |
| CN02143924A CN1410876A (zh) | 2001-09-28 | 2002-09-28 | 微处理机 |
| US10/259,379 US7424622B2 (en) | 2001-09-28 | 2002-09-30 | Microprocessor with improved task management and table management mechanism |
| US12/118,291 US7673155B2 (en) | 2001-09-28 | 2008-05-09 | Microprocessor with improved task management and table management mechanism |
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|---|---|---|---|
| JP2001304488A JP4226816B2 (ja) | 2001-09-28 | 2001-09-28 | マイクロプロセッサ |
Related Child Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
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Publications (2)
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|---|---|
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| JP4226816B2 JP4226816B2 (ja) | 2009-02-18 |
Family
ID=19124403
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2001304488A Expired - Fee Related JP4226816B2 (ja) | 2001-09-28 | 2001-09-28 | マイクロプロセッサ |
Country Status (6)
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| EP (1) | EP1298518B1 (ja) |
| JP (1) | JP4226816B2 (ja) |
| KR (1) | KR100503906B1 (ja) |
| CN (1) | CN1410876A (ja) |
| DE (1) | DE60214640T2 (ja) |
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