JP3363379B2 - 安全な記憶領域内のアプリケーション・データを保護する方法及び装置 - Google Patents

安全な記憶領域内のアプリケーション・データを保護する方法及び装置

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Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、システム・セキュ
リティを守るために、安全が保証されていない記憶域か
ら受信されたアプリケーション・プログラムの認証性
（authenticity）を管理し、そのようなプログラムがコ
ンピュータ内の安全な環境（機密保護機能のある保護さ
れた環境）で実行される際にそのプログラムによるデー
タ・アクセスを制御する方法及び装置に関する。
【０００２】
【従来の技術とその課題】アプリケーション・プログラ
ムがデータ処理システムの保護された記憶領域へアクセ
スする、又はそれを変更することを防ぐためにプログラ
ムされた方法及び装置を使用することは知られている。
例えば Richard P．Jones による米国特許第５１４４６
５９号、同第５２８９５４０号等である。Jones はディ
スク・ドライブ・アダプタ・カード上のプログラマブル
補助メモリと制御装置の形のハードウェアを開示してい
る。これは中央処理装置とファイル記憶域の間の制御ロ
ジック、アドレス及びデータの信号経路をインターセプ
トする。Jones システムのハードウェアと関連ソフトウ
ェアがインストールされると、オペレーティング・シス
テムはファイル・システムを制御しなくなるか、又はア
クセスしなくなる。Jones の場合、補助メモリは全ての
有効ファイルの署名（signature）を格納する。これら
のファイル署名は単純な巡回冗長コード（ＣＲＣ）であ
る。かかる署名は、ＣＲＣが最後に計算されてから該当
するファイルがウイルスにより変更されていることを検
出することによって、ウイルス攻撃を防ぐことができ
る。しかし、かかる署名はハッカー攻撃を防ぐことはで
きない。プログラムを変更した後に新しいＣＲＣを計算
し付加することは簡単なことだからである。
【０００３】比較的新しいところでは、例えばレベル３
で実行中のアプリケーション・プログラムから直接アク
セスされることに対してレベル０を持つメモリ・セグメ
ントを保護するように、ハードウェアの中央処理装置
（ＣＰＵ）自体に特権レベルが組み込まれている。１９
９４年１月に Advanced Micro Devices 社から発行され
た "Am486 Microprocessor Software Users Manual" の
A-28乃至A-34ページに一例が記載されている。これらの
回路はレベル３のアプリケーション・プログラムによる
スーパバイザ・レベルのメモリ空間の直接アドレシング
を防ぐが、そのようなアクセスが必要な場合があるにも
関わらず、アプリケーション・プログラムが真正であっ
て、アクセスされるデータがこの真正なプログラムに割
当てられていることをマイクロプロセッサが決定するメ
カニズムはない。
【０００４】ユーザのＩＤ及びプログラムの認証性を暗
号により識別することが知られている。ＩＢＭ社の４７
５５暗号アダプタ・カードがその一例である。しかし、
現行の技術は、安全が保証されていないソースからアプ
リケーションがロードされたときに、安全領域内の持続
データを保護する方法は示していない。
【０００５】複数のアプリケーション・プログラムを実
行し、これらのプログラムのための、使用期間の長いデ
ータを格納する機能を持つコンピュータ・システムで
は、各データ領域を、その領域を作成したアプリケーシ
ョン・プログラムとは別の他のアプリケーション・プロ
グラムから保護する必要がある。ここで、「他のプログ
ラム」とは、全く異なるプログラム及びデータを作成し
たプログラムを偽装しようとするプログラムの両方を意
味する。しかし、任意のプログラムの新しいバージョン
は、それと同じプログラムの以前のバージョンによって
作成されたデータ領域にアクセスできなければならな
い。
【０００６】このシナリオでは、データはコンピュータ
のメモリ内で持続しているが、アプリケーション・プロ
グラム自体は持続していない。アプリケーション・プロ
グラムは、必要なくなったときメモリから削除され、後
でそれらのサービスが再び要求されるときに再ロードさ
れる。各アプリケーション・プログラムによって用いら
れるデータ領域は、コンピュータ内に残り、持続媒体上
に格納され、コンピュータのオペレーティング・システ
ムによって管理される。アプリケーション・プログラム
は、再ロードされるときにそれが所有するデータへのア
クセスが与えられなければならないが、他のアプリケー
ション・プログラムによって所有されるデータへのアク
セスを許可してはいけない。同様に、同時に実行されて
いるアプリケーション・プログラムは互いのデータにア
クセスしてはならない。再ロードすべきアプリケーショ
ン・プログラムが格納されているプログラム記憶媒体自
体は、どのような形であれ必ずしも保護されないので、
アプリケーション・プログラムは、それら自体の改変を
防ぐ保護機能を持つように、またそれらが所有するデー
タ領域にそれらを安全に関連付けるため使用できる保護
情報を含むように、作成しなければならない。
【０００７】
【課題を解決するための手段】本発明は、関連する技術
の欠点と制限を克服するために、安全が保証されていな
い領域から安全領域にロードされるアプリケーション・
プログラムの認証性を効率的に検証（verify）し、この
検証されたアプリケーション・プログラムを、持続メモ
リ内にすでに存在するそのデータ領域と関連付けて、他
のアプリケーション・プログラムを除外する方法及び装
置を提供する。
【０００８】持続データ領域のための本発明の安全アク
セス管理の利点は、安全が保証されていない記憶域から
アプリケーション・プログラムをロードでき、セキュリ
ティを危険にさらすことなく、持続データへのアクセス
が与えられることである。
【０００９】本発明の他の利点は、アプリケーション・
プログラムが、持続メモリ内に存在できなくても、デー
タにアクセスできるようにしながら、持続データを保護
するためにプロセッサの特権レベルを利用できることで
ある。
【００１０】これらの利点は、他の利点を含めて、本発
明に関する次の説明から明らかになろう。
【００１１】
【発明の実施の形態】図１を参照する。本発明を特定の
実施例に即して説明するため、数多いＩＢＭパーソナル
・コンピュータに用いられる構成のような、代表的なパ
ーソナル・コンピュータ・アーキテクチャが示してあ
る。本発明はまた、ミニコン、メインフレーム・コンピ
ュータの環境、更にローカル・エリア、ワイド・エリア
のコンピュータ・ネットワーク等、他のデジタル・コン
ピュータ・アーキテクチャにも使用できる。必要なこと
は、侵入者（attacker）がコンピュータの回路を探った
り変更することを防ぐように、コンピュータが物理的に
安全なことだけである。コンピュータ自体を物理的に安
全にすることができない状況では、米国特許第５１５９
６２９号及び同第５０２７３９７号に示してあるような
安全モジュール１３を持つセキュリティ・カード１１を
本発明の実施例に採用できる。
【００１２】パーソナル・コンピュータ・アーキテクチ
ャの処理要素はマイクロプロセッサ１５で、これは例え
ばインテル社の 80486、Pentium 他の同様なマイクロプ
ロセッサである。マイクロプロセッサ１５はバス１７に
接続される。バス１７は１組のデータ・ライン、１組の
アドレス・ライン、及び１組の制御ラインを含む。バス
１７には、個別アダプタを通してメモリ及び記憶装置を
含めた複数のＩ／Ｏデバイスが接続される。Ｉ／Ｏデバ
イスはパーソナル・コンピュータの標準機能、又はプラ
グイン・オプションである。例えばこれらのデバイスに
は、グラフィクス・アダプタ２１を通して接続されるカ
ラー・ディスプレイ１９、アダプタ２５を通して接続さ
れるキーボード２３、及びＳＣＳＩアダプタ２９を通し
て接続されるハード・ディスク・ドライブ（ＤＡＳＤ）
２７を加えることができる。他のデバイスは、パーソナ
ル・コンピュータの一部として追加されるか、又はプラ
グイン・オプションとしてＩＢＭ社及び他の供給者から
入手できる。
【００１３】ランダム・アクセス・メモリ（ＲＡＭ）３
１と読取り専用メモリ（ＲＯＭ）３３はパーソナル・コ
ンピュータの標準機器として追加されるが、プラグイン
・メモリ拡張オプションを介して、ＲＡＭ３１を補う他
のＲＡＭを追加することもできる。
【００１４】ＲＯＭ３３内には、マイクロプロセッサ１
５で実行するために、基本入出力オペレーティング・シ
ステム、又はＢＩＯＳとして知られる複数の命令が格納
される。ＢＩＯＳはコンピュータの基本的なＩ／Ｏ操作
を制御する。ＯＳ／２等のオペレーティング・システム
がＲＡＭ３１内にロードされ、ＲＯＭ３３内に格納され
たＢＩＯＳと共に実行される。パーソナル・コンピュー
タ・システムは、ＢＩＯＳの一部又は全てがＲＯＭ３３
ではなくＲＡＭ３１内に格納されるように構成できるこ
とは当業者には理解されよう。これはＢＩＯＳプログラ
ムに加えられた変更内容による基本システムの操作を変
更できるようにするためであり、そのＢＩＯＳプログラ
ムはＲＡＭ３１に簡単にロードできる。同様にＲＡＭ内
に格納されたプログラム、データ及び知識表現はＲＯＭ
３３内に格納できる。
【００１５】図１に示すように、本発明の方法を実現す
るプログラム３５は、コンパクト・ディスク３７、又は
他のポータブルな記憶媒体に組み込むことによって、製
品として好都合な形で具体化される。媒体３７はアダプ
タ４１によってバス１７に接続されたリーダ３９により
読取ることができる。更にプログラム３５は、マイクロ
プロセッサ１５により実行するために、プログラムの実
行可能命令をＲＡＭ３１、ＲＯＭ３３、又は両者の組み
合わせとして、或いはまたアダプタ２９を介してマイク
ロプロセッサ１５からアクセスできるＤＡＳＤ２７内に
格納することによって、特別な装置として具体化するこ
ともできる。
【００１６】本発明は、マイクロプロセッサ１５に使用
することに加えて、暗号アダプタ１１とも呼ばれ、バス
１７に接続されるセキュリティ・カード１１のような特
別なデバイスにも都合よく採用できる。ここでも本発明
の方法を具体化したプログラム３５は、プログラムの実
行可能命令をＲＡＭ５３、ＲＯＭ５５、又は両者の組み
合わせに格納することによって特別な装置として実現で
き、或いはまた先に述べたようにＤＡＳＤ２７からＲＡ
Ｍ５３にロードすることもできる。暗号アダプタ１１は
また、データ暗号化規格（ＤＥＳ）アルゴリズム、ＲＳ
Ａアルゴリズム等のアルゴリズムを効率よく実行するた
めに暗号処理モジュール５７を含む。
【００１７】本発明の好適な実施例は、図２に示したＯ
Ｓ／２等のオペレーティング・システムに組み込まれて
その一部にされる。簡単のため、本発明は図１の暗号ア
ダプタ１１の一部として具体化されているものとして、
また本発明に従って認証されたアプリケーション・プロ
グラムに対して安全が保証されていないアプリケーショ
ンのソースは、図１に示したＤＡＳＤ２７であるとして
説明する。
【００１８】オペレーティング・システムのカーネル１
０１は図２の中央に示してある。カーネル１０１は、ア
プリケーション・プログラムを書込み、これをコンピュ
ータ上で効率よく実行させるために必要な多くのシステ
ム制御機能を実行する。
【００１９】アプリケーションへのメモリの割当ては、
オペレーティング・システムによって実行される最も重
要な制御機能の１つである。Ed Iacobucci が著し１９
８８年に発行された "OS/2 Programmers Guide" の第４
章「メモリ管理」に述べられているように、ＯＳ／２は
各アプリケーション・プログラムにローカル・アドレス
空間を割当て、これらローカル・アドレス空間をローカ
ル記述子テーブルによって実メモリにマップする。
【００２０】その結果、アプリケーション・プログラム
のメモリ・セグメントは自然に分離される。つまり、あ
るアプリケーション・プログラムに割当てられたセグメ
ントは、他のアプリケーション・プログラムによって表
示又は変更することはできない。
【００２１】インテル社の 80286 以上のマイクロプロ
セッサで実行されるオペレーティング・システムによっ
て用いられる前述の方法は、アプリケーション・プログ
ラムとそれらのデータ領域の両方がメモリ内では一時的
であるアプリケーションではうまく機能し、アプリケー
ション・プログラムが揮発性メモリ内にロードされる毎
にローカル記述子テーブルを設定し、新しいメモリを割
当てることができる。これに対し、データ領域がフラッ
シュ・メモリ等の持続メモリ内に留まる必要がある状況
では、連続して存在するメモリ領域を、認証性が検証さ
れ且つメモリ内に再ロードされているアプリケーション
・プログラムに安全に再割当てするために、何らかの方
法を用意しなければならない。
【００２２】例えば安全な環境の外部に置かれたＤＡＳ
Ｄからロードされているアプリケーション・プログラム
を実行する前に、このアプリケーション・プログラムの
認証性を検証しなければならない。さもなければ、詐称
（imposterm）プログラムがロードされ、この詐称プロ
グラムが安全な環境を脅かす可能性がある。更に、持続
メモリ領域をロード済みプログラムに再割当てする際に
は、分離状態を守る必要があり、他のアプリケーション
・プログラムのメモリ領域を、この新たにロードされた
プログラムに割当てることを許容してはならない。
【００２３】認証性の検証は、本発明に従って、アプリ
ケーション・プログラムの事前の認証、及びアプリケー
ション・プログラムが安全なメモリ内にロードされる前
のそれらの検証により、プログラム・ローダ１１１で行
われる。分離は本発明に従って、データ領域テーブルの
識別フィールドをアプリケーション・プログラムのＩＤ
と比較することによって、セキュリティ関連データ項目
（ＳＲＤＩ）マネージャ１０９により行われる。データ
領域テーブルは、図２を参照して以下で説明するが、オ
ペレーティング・システムの新規な改良のために維持さ
れる。
【００２４】図１のＲＡＭ５３及びＲＯＭ５５は安全モ
ジュール１３内に含まれる。ＲＡＭ５３及びＲＯＭ５５
は、本発明のこの暗号アダプタ・バージョンでは、ＯＳ
／２のサブセット等であるオペレーティング・システム
を保持する。カーネル１０１はメモリ割当てを管理し、
ＤＥＳリソース・マネージャ１０３を介してデータ暗号
化規格（ＤＥＳ）アルゴリズムを管理し、またＲＳＡリ
ソース・マネージャ１０５を介してＲＳＡアルゴリズム
を管理する。
【００２５】フラッシュ・メモリ、バッテリ駆動メモリ
等の持続メモリは１０７に用意される。持続メモリ１０
７の実アドレス空間はグローバル記述子テーブルにマッ
プされ、従って常にオペレーティング・システムが利用
でき、持続メモリ１０７を使用するアプリケーションが
ＲＡＭ５３で実行を停止したときに消滅することはな
い。持続メモリ１０７内のアドレスをアプリケーション
・プログラムへ割当てる作業は本発明のＳＲＤＩマネー
ジャ１０９により行われる。
【００２６】保護されていないＤＡＳＤ２７又は他の何
らかの非保護外部媒体からアプリケーション・プログラ
ムを持ってきて再ロードするために、本発明に従った改
良されたプログラム・ローダが１１１に用意される。安
全モジュール１３内の回路に対して用意される物理的な
保護機能は合理的に提供できるが、攻撃や侵入に対して
ＤＡＳＤを物理的に保護するためのコストと複雑さは、
現時点では現実的ではない。よって、システムへの攻撃
の一部として、ＤＡＳＤ２７からロードされるアプリケ
ーション・プログラムが変更され、又は入れ替えられる
ことのないようにする必要がある。これは、オペレーテ
ィング・システムが利用できる暗号リソースを使用し
て、プログラム・ローダ１１１により達成される。
【００２７】アプリケーション・プログラムはロードさ
れ使用される前に、その認証性が、コンピュータ・シス
テムの所有者、メーカ、又はシステムの制御とセキュリ
ティを受け持つ他の中央当事者によって認証される。認
証は図３のフローチャートに示すように、本発明に従っ
て、セキュリティ・カード１１の暗号機構を用いて行わ
れる。
【００２８】図３のブロック２０１でプログラムＰ Ａの
ために固有名ＮＡが選択され、ブロック２０３で格納さ
れる。この固有名は特別な性質を有する必要はなく、こ
の特定の機関（authority）により認証されるプログラ
ムの名前のドメイン内で一意であればよい。名前ＮＡ及
びブロック２０５で入力されたプログラムＰＡはブロッ
ク２０７で組み合わされて、１つの連続したデータ・オ
ブジェクトになり、ブロック２０９で格納される。他の
方法も可能であるが、好適な実施例では、組み合わせは
ＮＡをＰＡに連結することによって行われる。組み合わ
されたオブジェクトはＰＡＮＡと呼ばれる。
【００２９】ブロック２１１で、ＰＡＮＡに対してハッ
シュが計算され、Ｈ（ＰＡＮＡ）が得られる。Ｈ（ＰＡ
ＮＡ）は、ＰＡＮＡのサイズとは無関係に長さが一定で
ある。また公開鍵法では、普通は代表的なＲＳＡ鍵の１
０２４ビット等の鍵モジュラスのサイズより小さいデー
タを暗号化できるだけである。
【００３０】ブロック２１５で認証機関が、Ｈ（ＰＡＮ
Ａ）に対して、ブロック２１３で安全な持続記憶域から
検索された秘密鍵ＫＰＲを使用してデジタル署名ＤＳＩ
Ｇを計算する。この暗号化の結果はデジタル署名ＤＳＩ
Ｇである。ＫＰＲは秘密／公開鍵ペアの秘密鍵である。
対応する公開鍵ＫＰＵは、認証機関により、ＫＰＲで認
証されたプログラムが用いられることが期待される全て
のコンピュータ・システムで利用できるようにされる。
【００３１】デジタル署名ＤＳＩＧは、デジタル署名ア
ルゴリズムＲＳＡ及びＤＳＡ、ハッシング・アルゴリズ
ムＳＨＡ−１、ＭＤ５、ＭＤ４、ＭＤＣを含めて、周知
の手法の何れかにより計算できる。
【００３２】デジタル署名ＤＳＩＧはブロック２１７で
組み合わされたプログラム／名前オブジェクトＰＡＮＡ
に添付され、ブロック２１９で格納される。これにより
デジタル署名ＤＳＩＧは、プログラムが配布されると
き、及びプログラムがコンピュータ・システムにロード
されるときに、プログラムに付き添う。プログラム、名
前及びデジタル署名を含む、最後に配布されるこのオブ
ジェクトは、認証済みプログラムＡ（ＣＰＡ）と呼ばれ
る。この認証済みプログラムは、ブロック２２１で持続
記憶域及び本発明に従ったオペレーティング・システム
を含む安全領域を持つエンド・ユーザ位置に配布でき
る。
【００３３】本発明に従ったオペレーティング・システ
ムは、コンピュータ・システムにプログラムをロードす
る際、プログラム自体及びプログラム名の認証性を検証
するために、添付されたデジタル署名ＤＳＩＧを検証す
る。先に述べたように、公開鍵ＫＰＵは、プログラムＰ
Ａを使用する必要のある全てのコンピュータ・システム
が利用できる。
【００３４】図４を参照する。コンピュータのオペレー
ティング・システムは、本発明に従って、プログラムを
実行するためロードする際に次のステップを実行する。
【００３５】ブロック３０１で、認証済みプログラム・
オブジェクトＣＰＡが、デジタル署名ＤＳＩＧと、組み
合わされたプログラム／名前オブジェクトＰＡＮＡ とに
分離される。
【００３６】デジタル署名ＤＳＩＧがオブジェクトＰＡ
ＮＡのプログラムとその名前の有効な署名であることの
検証が、公開鍵ＫＰＵを使用して、次のステップに従っ
て行われる。先ずブロック３０３で、デジタル署名ＤＳ
ＩＧが公開鍵ＫＰＵを使用して解読される。もし、この
デジタル署名ＤＳＩＧが確かに対応する秘密鍵で作成さ
れたものであれば、この解読の結果はハッシュＨ'（Ｐ
ＡＮＡ）になる。
【００３７】次にブロック３０５で、ハッシュＨ（ＰＡ
ＮＡ）が、認証中に行われたのと同じ態様で計算され
る。ブロック３０７で、ブロック３０３と３０５からの
結果が比較され、Ｈ（ＰＡＮＡ）＝Ｈ'（ＰＡＮＡ）で
あるか否かが調べられる。もし、それらが等しければ、
デジタル署名ＤＳＩＧにより、ＰＡＮＡが認証機関によ
り署名されたものであること、またＰＡＮＡが変更され
ていないことが検証される。
【００３８】もし、デジタル署名ＤＳＩＧが正しくなけ
れば、ロード・プロセスはブロック３０９で強制終了さ
れる。他方、デジタル署名ＤＳＩＧが正しければ、ブロ
ック３１１で、オブジェクトＰＡＮＡ はプログラムＰＡ
及びプログラム名ＮＡに分離される。ブロック３１３
で、プログラム名ＮＡ はオペレーティング・システム記
憶域のデータ領域属性テーブル内にセーブされ、そこで
は、オペレーティング・システム自体を除いてどのプロ
グラムもプログラム名ＮＡを変更できない。ブロック３
１５で、プログラムＰ Ａ がロードされ、ブロック３１７
でプログラムＰＡの実行が開始される。
【００３９】プログラムが所有する持続データ領域は全
て、コンピュータのオペレーティング・システムによっ
て管理される。オペレーティング・システム・サービス
にリクエストを出すのでなければ、アプリケーション・
プログラムからそれらの持続データ領域に直接アクセス
することはできない。
【００４０】プログラムがオペレーティング・システム
に、新しい持続データ領域の割当てを要求すると、オペ
レーティング・システムはプログラムの名前を調べ、そ
れをその持続データ領域と永続的に関連付ける態様で格
納する。従って、持続データ領域はどれも、永続的で変
更不可能な所有者名フィールドが添付されている。
【００４１】後の時点で、プログラムが既存データ領域
へのアクセスを要求したとき、オペレーティング・シス
テムは、この要求側プログラムがこのデータ領域の作成
者であり、よってその所有者であるか否かを検証する。
そのため、オペレーティング・システムは、プログラム
のロード時にセーブしたプログラムの名前を、このデー
タ領域自体に添付された所有者名と比較する。もし、こ
れらの２つの名前が一致しなければ、当該プログラム
は、要求されたデータ領域へのアクセスを許可されな
い。このメカニズムは、もしプログラム名がどのような
形でも偽造できないことを保証できるのであれば、任意
のプログラムが他のプログラムのデータへのアクセス権
を獲得することを防ぐ。この保証は、前述のプログラム
認証とプログラム・ロードのプロセスを通して与えられ
る。
【００４２】システムによっては、アプリケーション・
プログラムの固有名とデータ領域の所有者名の比較は、
両者が正確に一致しなくてもよく、他の部分的な比較又
は完全な比較でも充分に間に合うことが理解されよう。
例えば同じ持続データ領域へのアクセスを要求するプロ
グラムのファミリがあり得、このアクセス許可を行うに
は、全ての名前を同じ文字で始まり、異なる文字で終わ
るように認証機関により割当てることができる。例え
ば、プログラムのＸＹＺファミリはＸＹＺＡ、ＸＹＺＢ
等を含む。この例で持続データ領域の所有者名を一致さ
せるには、名前のＸＹＺ部分だけが必要である。同様
に、一致は正確な一致でなくてもよく、補数、順序を反
転した文字、また、本発明の範囲から逸脱しない他の変
形例等でもよい。
【００４３】データ領域のアクセス管理を図５のフロー
チャートに示す。ここでは次のステップが取られる。名
前Ｎ Ａ を有するアプリケーション・プログラムＡは、ブ
ロック４０１でデータ領域Ｄ２へのアクセスを要求す
る。このリクエストは破線のパスを辿ってブロック４０
３でＳＲＤＩマネージャ１０９（図２）に届く。ＳＲＤ
Ｉマネージャ１０９は、プログラムＡについてそのプロ
グラムがロードされたときにセーブした名前ＮＡを検索
する。ＳＲＤＩマネージャ１０９は次にデータ領域Ｄ２
に関連付けられた所有者名を調べる。
【００４４】ＳＲＤＩマネージャ１０９はブロック４０
５で２つの値を比較し、ブロック４０７で、要求側の名
前（ＮＡ）がデータの所有者名（ＮＡ）と等しいことを
決定すると、ブロック４０９で、データ領域Ｄ２をプロ
グラムＡのローカル記述子テーブルに割当てることによ
ってアクセスが許可される。
【００４５】図５はまた、実線のパスで異なるプログラ
ムによって所有されたデータ領域へのアクセス試行を示
し、そこでは次のステップが取られる。アプリケーショ
ン・プログラムＡは、名前がＮＡで、ブロック４０２で
データ領域Ｄ１へのアクセスを要求する。このリクエス
トは実線パスによりブロック４０３でＳＲＤＩマネージ
ャ１０９に届く。ＳＲＤＩマネージャ１０９は、プログ
ラムＡについてそれがロードされたときセーブした名前
を検索する。ここでもこの名前はＮＡである。ＳＲＤＩ
マネージャ１０９は次にデータ領域Ｄ１に関連付けられ
た所有者名を調べ、この名前がＮＢであることを決定す
る。ブロック４０５で、ＳＲＤＩマネージャ１０９は２
つの値を比較し、要求側の名前（ＮＡ）はデータ所有者
名（ＮＢ）に等しくないので、アクセスは拒否され、メ
モリは割当てられず、従ってプログラムＡはプログラム
Ｂによって所有されたデータにアクセスできない。この
好適な実施例では、比較は同等性を考慮して行われる
が、プログラム名をデータの所有者名と一致させるため
に他の比較も行えることが理解されよう。
【００４６】持続メモリのデータ領域へのアクセスを許
可することは、上に述べたような割当てにより、又はロ
ーカル記述子テーブルによって保護レベル０でＳＲＤＩ
マネージャ１０９に割当てられた領域からのデータを、
ＲＡＭ内の他の領域へ実際にコピーすることによっても
行えることが理解されよう。ＲＡＭ内のこの他の領域
は、レベル０でＳＲＤＩマネージャのローカル記述子テ
ーブルによって割当てられ、また要求側アプリケーショ
ン・プログラムに、レベル３でそのローカル記述子テー
ブルを介して割当てられる。
【００４７】本発明は、安全領域内の持続データを、そ
の安全領域の外部から発した一時的アプリケーション・
プログラムに関連付ける安全な方法を提供する。プログ
ラムがロードされると、その認証性が検証され、これは
自動的にそのプログラムが作成したデータ領域と関連付
けられ、かくして異なるプログラムによって作成された
データ領域にはどのプログラムもアクセスできない。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明を利用できるコンピュータ・システムの
ブロック図である。
【図２】本発明に従った改良されたオペレーティング・
システムのブロック図である。
【図３】本発明に従ったアプリケーション・プログラム
認証プロセスのフローチャートである。
【図４】本発明に従ったアプリケーション・プログラム
のロードと検証のフローチャートである。
【図５】データ領域へのアプリケーション・プログラム
によるアクセスを示すフローチャートである。
【符号の説明】
１１ セキュリティ・カード（暗号アダプタ） １３ 安全モジュール ２７ ハード・ディスク・ドライブ（ＤＡＳＤ） ５７ 暗号処理モジュール １０１ オペレーティング・システム・カーネル １０３ ＤＥＳリソース・マネージャ １０５ ＲＳＡリソース・マネージャ １０７ 接続メモリ １０９ セキュリティ関連データ項目（ＳＲＤＩ）マネ
ージャ １１１ プログラム・ローダ
フロントページの続き (56)参考文献 特開 平８−166879（ＪＰ，Ａ) 特開 平９−97175（ＪＰ，Ａ) 特開 平６−12251（ＪＰ，Ａ) 特開 平４−163627（ＪＰ，Ａ) 米国特許5724425（ＵＳ，Ａ) 米国特許5159629（ＵＳ，Ａ) 米国特許5027397（ＵＳ，Ａ) 米国特許5144659（ＵＳ，Ａ) 米国特許5289540（ＵＳ，Ａ) Ａ．Ｓ．タネンバウム，ＯＳの基礎と 応用，株式会社トッパン，1995年11月30 日，ｐｐ319−322 「ＲＳＡ Ｃｅｒｔｉｆｉｃａｔｅ Ｓｅｒｖｉｃｅｓ」，ＲＳＡ Ｄａｔａ Ｓｅｃｕｒｉｔｙ Ｉｎｃ．, Ｄａｖｉｄ 他，”Ｄｅｆｅｎｄｉｎ ｇ Ｓｙｓｔｅｍｓ Ａｇａｉｎｓｔ Ｖｉｒｕｓｅｓ ｔｈｒｏｏｏｕ Ｄｅｂｏｒａｈ Ｒｕｓｓｅｌ 著, 「ＣＯＭＰＵＴＥＲ ＳＥＣＵＲＩＴＹ ＢＡＳＩＣＳ（コンピュータ Ｅｄ Ｉａｃｏｂｕｃｃｉ，「ＯＳ ／２ Ｐｒｏｇｒａｍｍｅｒｓ Ｇｕｉ ｄｅ」，1988 「ＡＭＤ486 Ｍｉｃｒｏ Ｐｒｏｃ ｅｓｓｏｒ Ｓｏｆｔｗａｒｅ Ｕｓｅ ｓ Ｍａｎｕａｌ」，Ａｄｖａ ”ＡｃｔｉｖｅＸとＭｉｃｒｏｓｏｆ ｔのインターネット戦略 その２”，Ｄ ＤＪ，1996年７月号，翔泳社 岡本 他２名，”我が国におけるコン ピュータウイルスの現状と対策”，情報 処理，1992年７月，Ｖｏｌ. 中村達，”インターネット時代のウイ ルス対策”，日経コンピュータ，1997年 ２月３日号，ｐｐ．146− ”特集１．ＡｃｔｉｖｅＸ プログラ ミング”，Ｍｉｃｒｏｓｏｆｔ Ｓｙｓ ｔｅｍ Ｊｏｕｒｎａｌ，199 (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) G06F 1/00,9/06

Claims (6)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】プログラムＰをコンピュータ内の安全領域
    の外部に格納でき、前記安全領域にロードして前記安全
    領域で実行できるように、前記プログラムＰの認証性を
    認証する方法であって、 前記プログラムＰの固有名Ｎを選択するステップと、 前記固有名Ｎ及び前記プログラムＰを組み合わせて１つ
    の連続オブジェクトＰＮを作成するステップと、 秘密／公開鍵ペア・アルゴリズムの秘密鍵を使用して前
    記オブジェクトＰＮからデジタル署名ＤＰＮを計算する
    ステップと、 前記デジタル署名ＤＰＮを前記オブジェクトＰＮに添付
    して認証済みプログラムＣＰを取得するステップと、 前記秘密／公開鍵ペア・アルゴリズムの前記秘密鍵に対
    応する公開鍵を、前記プログラムＰがロードされ実行さ
    れるコンピュータ内の各安全領域で利用できるように、
    当該公開鍵を配布するステップと、 を含む、方法。
  2. 【請求項２】オブジェクトＰＮ及び当該オブジェクトに
    添付されたデジタル署名ＤＰＮを有する認証済みプログ
    ラムＣＰを外部記憶域からコンピュータ内の安全領域
    に、前記安全領域で実行するためにロードする方法であ
    って、 前記安全領域内に存在するオペレーティング・システム
    に、前記認証済みプログラムＣＰのロードを要求するス
    テップと、 前記外部記憶域から前記安全領域内の保護モード・メモ
    リへ前記認証済みプログラムＣＰを検索するステップ
    と、 前記安全領域内の前記保護モード・メモリで、前記認証
    済みプログラムＣＰの前記オブジェクトＰＮから前記デ
    ジタル署名ＤＰＮを分離するステップと、 前記デジタル署名ＤＰＮを作成するため用いられた秘密
    ／公開鍵ペア・アルゴリズムの秘密鍵に対応した公開鍵
    を使用して、前記デジタル署名ＤＰＮが前記オブジェク
    トＰＮの有効な署名であることを検証するステップと、 前記オブジェクトＰＮの名前ＮからプログラムＰを分離
    するステップと、 前記プログラムＰを実行するため前記安全領域内のメモ
    リにロードするステップと、 前記安全領域内のメモリに格納されたデータ・ファイル
    に前記プログラムＰがアクセスできるようにする際に使
    用するために、前記オペレーティング・システムの保護
    されたメモリ内に前記プログラムＰの名前Ｎを格納する
    ステップと、 を含む、方法。
  3. 【請求項３】前記オペレーティング・システムにて、デ
    ータ・オブジェクトにアクセスする前記プログラムＰに
    よるリクエストを受信するステップと、 前記オペレーティング・システムの保護されたメモリか
    ら前記プログラムＰの名前Ｎを検索するステップと、 前記データ・オブジェクトから所有者名ｎを検索するス
    テップと、 前記名前Ｎと前記所有者名ｎを比較するステップと、 前記名前Ｎと前記所有者名ｎが一致したときは、前記プ
    ログラムＰから前記データ・オブジェクトへのアクセス
    を許可するステップと、 前記名前Ｎと前記所有者名ｎが一致しないときには、前
    記プログラムＰから前記データ・オブジェクトへのアク
    セスを拒否するステップと、 を含む、請求項２記載の方法。
  4. 【請求項４】プログラムＰをコンピュータ内の安全領域
    の外部に格納でき、前記安全領域にロードして前記安全
    領域で実行できるように、前記プログラムＰの認証性を
    認証する装置であって、 前記プログラムＰの固有名Ｎを選択する手段と、 前記固有名Ｎ及び前記プログラムＰを組み合わせて１つ
    の連続オブジェクトＰＮを作成する手段と、 秘密／公開鍵ペア・アルゴリズムの秘密鍵を使用して前
    記オブジェクトＰＮからデジタル署名ＤＰＮを計算する
    手段と、 前記デジタル署名ＤＰＮを前記オブジェクトＰＮに添付
    して認証済みプログラムＣＰを取得する手段と、 前記秘密／公開鍵ペア・アルゴリズムの前記秘密鍵に対
    応する公開鍵を、前記プログラムＰがロードされ実行さ
    れるコンピュータ内の各安全領域で利用できるように、
    当該公開鍵を配布する手段と、 を含む、装置。
  5. 【請求項５】オブジェクトＰＮ及び当該オブジェクトに
    添付されたデジタル署名ＤＰＮを有する認証済みプログ
    ラムＣＰを外部記憶域からコンピュータ内の安全領域
    に、前記安全領域で実行するためにロードする装置であ
    って、 前記安全領域内に存在するオペレーティング・システム
    に、前記認証済みプログラムＣＰのロードを要求する手
    段と、 前記外部記憶域から前記安全領域内の保護モード・メモ
    リへ前記認証済みプログラムＣＰを検索する手段と、 前記安全領域内の前記保護モード・メモリで前記認証済
    みプログラムＣＰの前記オブジェクトＰＮから前記デジ
    タル署名ＤＰＮを分離する手段と、 前記デジタル署名ＤＰＮを作成するために用いられた秘
    密／公開鍵ペア・アルゴリズムの秘密鍵に対応した公開
    鍵を使用して、前記デジタル署名ＤＰＮが前記オブジェ
    クトＰＮの有効な署名であることを検証する手段と、 前記オブジェクトＰＮの名前ＮからプログラムＰを分離
    する手段と、 前記プログラムＰを実行するため前記安全領域内のメモ
    リにロードする手段と、 前記安全領域内のメモリに格納されたデータ・ファイル
    に前記プログラムＰからアクセスできるようにする際に
    使用するために、前記オペレーティング・システムの保
    護されたメモリ内に前記プログラムＰの名前Ｎを格納す
    る手段と、 を含む、装置。
  6. 【請求項６】前記オペレーティング・システムにて、デ
    ータ・オブジェクトへアクセスする前記プログラムＰに
    よるリクエストを受信する手段と、 前記オペレーティング・システムの保護されたメモリか
    ら前記プログラムＰの名前Ｎを検索する手段と、 前記データ・オブジェクトから所有者名ｎを検索する手
    段と、 前記名前Ｎを前記所有者名ｎと比較する手段と、 前記名前Ｎと前記所有者名ｎが一致するときは、前記プ
    ログラムＰによる前記データ・オブジェクトへのアクセ
    スを許可し、前記名前Ｎと前記所有者名ｎが一致しない
    ときは、前記プログラムＰによる前記データ・オブジェ
    クトへのアクセスを拒否する手段と、 を含む、請求項５記載の装置。
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