DE10392470T5 - System und Verfahren zum Ausführen von Initialisierungsbefehlen einer gesicherten Umgebung - Google Patents

System und Verfahren zum Ausführen von Initialisierungsbefehlen einer gesicherten Umgebung Download PDF

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Abstract

System, das folgendes umfaßt:
einen ersten logischen Prozessor, der einen sicheren Speicher umfaßt, um einen gesicherten Eingabebefehl auszuführen, und
einen Chipsatz, um vor einem Zugriff auf einen Secure Virtuel Machine Monitor durch eine Nicht-Prozessor-Einrichtung zu schützen.

Description

  • Gebiet der Erfindung
  • Die vorliegende Erfindung betrifft allgemein Mikroprozessorsysteme und insbesondere Mikroprozessorsysteme, die in einer vertrauenswürdigen oder gesicherten Umgebung betrieben werden.
  • Hintergrund
  • Die wachsende Zahl von finanziellen und personengebundenen Transaktionen, die auf lokalen oder entfernten Mikrocomputern ausgeführt werden, gaben einen Anstoß zum Aufbauen von "vertrauenswürdigen" oder "gesicherten" Mikroprozessor-Umgebungen. Das Problem, das diese Umgebungen zu lösen versuchen, ist der Verlust der Geheimhaltung oder daß Daten verfälscht oder mißbraucht werden. Benutzer wollen nicht, daß ihre Privatdaten öffentlich werden. Sie wollen außerdem nicht, daß ihre Daten verändert werden oder in unangebrachten Transaktionen benutzt werden. Beispiele davon umfassen eine unabsichtliche Abgabe von medizinischen Aufzeichnungen oder einen elektronischer Diebstahl von Finanzmitteln aus einer Online-Bank oder anderen Hinterlegungsstellen. In ähnlicher Weise versuchen Provider von Inhalten, den digitalen Inhalt (zum Beispiel Musik, andere Audio- oder Videodaten oder allgemein andere Arten von Daten) vor einem Kopieren ohne Autorisierung zu schützen.
  • Existierende vertrauenswürdige Systeme können einen vollständig geschlossenen Satz vertraulicher Software benutzen. Dieses Verfahren ist relativ einfach zu implementieren, hat jedoch den Nachteil, daß es die gleichzeitige Verwendung von üblichen, kommerziell erhältlichen Betriebssystemen und Anwendungssoftware nicht gestattet. Dieser Nachteil beschränkt die Akzeptanz solcher vertraulicher Systeme.
  • Kurze Beschreibung der Zeichnungen
  • Die vorliegende Erfindung wird im Wege von Beispielen, und nicht mittels einer Einschränkung, in den Figuren und den beigefügten Zeichnungen dargestellt, wobei gleiche Bezugszeichen sich auf ähnliche Elemente beziehen und die Figuren Folgendes zeigen:
  • 1 ist ein Diagramm einer beispielhaften Softwareumgebung, die in einem Mikroprozessorsystem ausgeführt wird.
  • 2 ist ein Diagramm von bestimmten beispielhaften vertrauenswürdigen oder gesicherten Softwaremodulen und eine beispielhafte Systemumgebung gemäß einer Ausführungsform der vorliegenden Erfindung.
  • 3 ist ein Diagramm einer beispielhaften vertrauenswürdigen oder gesicherten Softwareumgebung gemäß einer Ausführungsform der vorliegenden Erfindung.
  • 4A ist ein schematisches Diagramm eines beispielhaften Mikroprozessorssystems, das dafür eingerichtet ist, die gesicherte Softwareumgebung der 3 zu unterstützen, gemäß einer Ausführungsform der vorliegenden Erfindung.
  • 4B ist ein schematisches Diagramm eines beispielhaften Mikroprozessorsystems, das dafür eingerichtet ist, die gesicherte Softwareumgebung der 3 zu unterstützen, gemäß einer alternativen Ausführungsform der vorliegenden Erfindung.
  • 5 ist ein schematisches Diagramm eines beispielhaften Mikroprozessorsystems, das dafür eingerichtet ist, die gesicherte Softwareumgebung der 3 zu unterstützen, gemäß einer alternativen Ausführungsform der vorliegenden Erfindung.
  • 6 ist eine Darstellung einer Zeitrahmenleiste der Ausführung von Softwarekomponenten gemäß einer Ausführungsform der vorliegenden Erfindung.
  • 7 ist ein Ablaufdiagramm der Software und anderer Prozeßblöcke gemäß einer Ausführungsform der vorliegenden Erfindung.
  • Detailliere Beschreibung
  • Die nachfolgende Beschreibung beschreibt Techniken zum Initiieren einer vertrauenswürdigen oder gesicherten Umgebung in einem Mikroprozessorsystem. In der nachfolgenden Beschreibung werden zahlreiche spezielle Details, wie Logikimplementierungen, Softwaremodulzuordnungen, Verschlüsselungstechniken, Bussignalisierungstechniken und Details des Ablauf dargestellt, um ein vollständigeres Verständnis der vorliegenden Erfindung zu liefern. Ein Fachmann wird jedoch erkennen, daß die Erfindung auch ohne diese speziellen Details ausgeführt werden kann. In anderen Fällen werden Steuerstrukturen, Gatelevel-Schaltungen und vollständige Softwarebefehlsequenzen nicht im Detail gezeigt, um nicht von der Erfindung abzulenken. Die Durchschnittsfachleute werden jedoch mit den eingefügten Beschreibungen in der Lage sein, die geeigneten Funktionen ohne unverhältnismäßiges Experimentieren zu implementieren. Die Erfindung wird in Form eines Mikroprozessorsystems offenbart. Die Erfindung kann jedoch auch in anderen Prozessorformen ausgeführt werden, wie mit einem Digitalsignalprozessor, einem Minicomputer oder einem Großrechner.
  • Bezug nehmend auf 1 wird eine Diagramm einer beispielhaften Softwareumgebung gezeigt, die in einem Mikroprozessorsystem ausgeführt wird. Die in 1 gezeigte Software ist nicht vertrauenswürdig (unzuverlässig). Beim Betreiben in einem Level mit hoher Berechtigung macht es die Größe und das ständige Aktualisieren des Betriebsystems 150 sehr schwierig, irgendeine Vertrauenswürdigkeitsanalysen in einer zeitnahen Weise auszuführen. Viele der Betriebssysteme sitzen in einem Berechtigungsring null (0), dem höchsten Berechtigungslevel. Die Anwendungen 152, 154 und 156 besitzen eine viel geringere Berechtigung und befinden sich typischerweise in einem Berechtigungsring drei (3). Die Existenz der verschiedenen Berechtigungsringe und die Aufteilung des Betriebssystems 150 und der Anwendung 152, 154 und 156 in diesen verschiedenen Berechtigungsringe macht es scheinbar möglich, die Software der 1 in einem vertrauenswürdigen Modus zu betreiben, basierend auf einer Beschlußfassung, den Einrichtungen, die von dem Betriebssystem 150 zur Verfügung gestellt werden, zu vertrauen. In der Praxis ist die Fassung einer solchen Vertrauensentscheidung jedoch oft unpraktikabel. Faktoren, die zu diesem Problem beitragen, umfassen die Größe (Zahl der Zeilen des Codes) des Betriebssystems 150, die Tatsache, daß das Betriebssystem 150 zahlreiche Updates (neue Codemodule und Korrekturprogramme) empfangen haben kann, und die Tatsache, daß das Betriebssystem 150 auch Codemodule enthalten kann, wie Treiber für Einrichtungen, die von Seiten geliefert werden, die von dem Betriebssystementwickler verschieden sind. Das Betriebssystem 150 kann ein herkömmliches sein, wie Microsoft®, Linux oder Solaris® oder kann ein anderes einschlägig bekanntes oder ein anderweitig erhältliches Betriebssystem sein. Die speziellen Arten oder Namen der Anwendungen oder der Betriebssysteme, die ausgeführt werden oder ablaufen, sind nicht kritisch.
  • Bezug nehmend auf 2 wird ein Diagramm von bestimmten beispielhaften vertrauenswürdigen oder gesicherten Softwaremodulen und einer beispielhaften Systemumgebung 200 gemäß einer Ausführungsform der vorliegenden Erfindung gezeigt. In der Ausführungsform der 2 sind ein Prozessor 202, ein Prozessor 212, ein Prozessor 222 und optional andere Prozessoren (nicht gezeigt) als separate Hardwareeinheiten gezeigt. In anderen Ausführungsformen kann die Anzahl der Prozessoren anders sein, sowie die Grenzen der verschiedenen Komponenten und der funktionellen Einheiten. In einigen Ausführungsformen können die Prozessoren durch separate Hardwareausführungsthreads oder durch "logische Prozessoren" ersetzt werden, die auf einem oder mehreren physikalischen Prozessoren ablaufen.
  • Die Prozessoren 202, 212, 222 können verschiedene spezielle Schaltungen oder logische Elemente enthalten, um sichere oder vertrauenswürdige Operationen zu unterstützen. Zum Beispiel kann der Prozessor 202 eine Sicherheitseingabe (SENTER)-Logik 204 enthalten, um die Ausführung spezieller SENTER-Befehle zu unterstützen, die vertrauenswürdige Operationen initiieren können. Der Prozessor 202 kann auch eine Busnachrichtenlogik 206 enthalten, um Spezialbusnachrichten auf einem Systembus 230 in Unterstützung spezieller SENTER-Operationen zu unterstützen. In alternativen Ausführungsformen können Speichersteuerfunktionen eines Chipsatzes 240 Schaltungen in den Prozessoren zugeordnet sein und mehrere Prozessoren können auf einem einzelnen Chip enthalten sein. In diesen Ausführungsformen können Spezialbusnachrichten auch auf Bussen innerhalb der Prozessoren gesendet werden. Die Benutzung von Spezialbusnachrichten kann die Sicherheit oder Vertrauenswürdigkeit des Systems aus verschiedenen Gründen erhöhen. Schaltungselemente, wie die Prozessoren 202, 212 und 222 oder der Chipsatz 240, können nur solche Nachrichten ausgeben oder beantworten, wenn diese geeignete Logikelemente von Ausführungsformen der vorliegenden Offenbarung enthalten. Daher kann ein erfolgreicher Austausch der Spezialbusnachrichten dabei helfen, eine korrekte Systemkonfiguration sicherzustellen. Spezialbusnachrichten können auch Aktivitäten ermöglichen, die normalerweise verboten werden sollten, wie das Zurücksetzen eines Plattformkonfigurationsregisters 278. Die Möglichkeit, potentiell gefährlichen, nicht vertrauenswürdigen Code auf verschiedenen Bustransaktionen ausfindig zu machen, kann eingeschränkt werden, indem ermöglicht wird, daß Spezialbusnachrichten nur in Antwort auf spezielle Sicherheitsbefehle ausgegeben werden.
  • Zusätzlich kann der Prozessor 202 einen sicheren Speicher 208 enthalten, um Sicherheitsinitialisierungsoperationen zu unterstützen. In einer Ausführungsform kann der sicheren Speicher 208 ein interner Cache des Prozessors 202 sein, der etwa in einem speziellen Modus betrieben wird. In anderen Ausführungsformen kann der sichere Speicher 208 ein Spezialspeicher sein. Andere Prozessoren, wie der Prozessor 212 und der Prozessor 222, können auch eine SENTER-Logik 214, 224, eine Busnachrichtenlogik 216, 226 und sichere Speicher 218, 228 umfassen.
  • Ein "Chipsatz" kann als eine Gruppe von Schaltungen und Logiken definiert sein, die einen Speicher und Eingabe/Ausgabe (I/O)-Operationen für einen oder mehrere angeschlossene Prozessoren unterstützen. Einzelne Elemente eines Chipsatzes können zusammen auf einem einzelnen Chip, oder auf einem Paar von Chips gruppiert sein, oder über viele Chips, einschließlich von Prozessoren, verteilt sein. In der Ausführungsform der 2 kann der Chipsatz 240 einen Schaltkreis und eine Logik umfassen, um einen Speicher und I/O-Operationen zu unterstützen, um die Prozessoren 202, 212 und 222 zu unterstützen. In einer Ausführungsform kann der Chipsatz 240 mit einer Anzahl von Speicherseiten 250 bis 262 in einer Einrichtungszugriffseitentabelle 248 verbunden sein, die Steuerinformationen enthält, welche angeben, ob Nichtprozessor-Einrichtungen auf die Speicherseiten 250 bis 262 zugreifen können. Der Chipsatz 240 kann eine Speicherzugriffslogik 247 umfassen, die einen direkten Speicherzugriff (DMA) aus I/O-Einrichtungen zum Auswählen von Teilen der Speicherseiten 250 bis 262 erlauben oder verbieten kann. In einigen Ausführungsformen kann die Einrichtungszugriffslogik 247 alle relevanten Informationen enthalten, um solche Zugriffe zu erlauben oder abzulehnen. In anderen Ausführungsformen kann die Einrichtungszugriffslogik 247 auf solche Informationen zugreifen, die in der Einrichtungszugriffsseitentabelle 248 enthalten sind. Die tatsächliche Zahl der Speicherseiten ist nicht wichtig und wird sich abhängig von den Systemerfordernissen ändern. In anderen Ausführungsformen können die Speicherzugriffsfunktionen außerhalb des Chipsatzes 240 sein. Die Funktionen des Chipsatzes 240 können in alternativen Ausführungsformen weiterhin auf eine oder mehrere physikalische Einrichtungen verteilt sein.
  • Der Chipsatz 240 kann zusätzlich seine eigene Busnachrichtenlogik 242 umfassen, um Spezialbusnachrichten auf einem Systembus 230 in Unterstützung der Spezial-SENTER-Operationen zu unterstützen. Einige dieser Spezialbusnachrichten können eine Übertragung der Inhalte eines Schlüsselregisters 240 zu einem Prozessor 202, 212 oder 222 umfassen oder ermöglichen ein spezielles ALL_JOINED-Flag 274, das von einem Prozessor 202, 212 oder 222 untersucht wird. Zusätzliche Merkmale der Busnachrichtenlogik 242 können darin bestehen, Busaktivitäten durch die Prozessoren in einem "EXISTS"-Register 272 zu registrieren und eine bestimmte Spezialbusnachrichtaktivität durch die Prozessoren in einem "JOINS"-Register 272 zu speichern. Eine Übereinstimmung der Inhalte des EXISTS-Register 272 und des JOINS-Registers 272 kann benutzt werden, um das spezielle ALL_JOINED-Flag 274 zu setzen, um anzuzeigen, daß alle Prozessoren in dem System in dem Sicherheitseingabeprozeß teilnehmen.
  • Der Chipsatz 240 kann standardisierte I/O-Operationen auf I/O-Bussen unterstützen, wie Peripheral Component Interconnect (PCI), Accelerated Graphics Port (AGP), Universal Serial Bus (USB), Low Pin Count (LPC) Bus oder andere Arten eines I/O-Busses (nicht gezeigt). Eine Schnittstelle 290 kann benutzt werden, um den Chipsatz 240 mit einem Token 276 zu verbinden, der eine oder mehrere Plattformkonfigurationsregister (PCR) 287, 797 enthält. In einer Ausführungsform kann die Schnittstelle 290 der LPC-Bus (Low Pin Count (LPC) Interface Specification, Intel Corporation, rev. 1.0, 29. Dezember 1997) sein, der mit dem Zusatz bestimmter Sicherheitsverbesserungen modifiziert ist. Ein Beispiel einer solchen Sicherheitsverbesserung wäre eine Ortsbestätigungsnachricht, die einen vorher reservierten Nachrichtenkopf und Adressinformationen verwendet, die auf ein Plattformkonfigurationsregister (PCR) 278 in dem Token 276 zeigen. In einer Ausführungsform kann der Token 276 Spezialsicherheitsmerkmale enthalten, und in einer Ausführungsform kann er ein Vertrautheitsplattformmodul (TPM) 281 umfassen, das in Trusted Computing Platform Alliance (TCPA) Main Specification, Version 1.1a, 1. Dezember 2001, erschienen von TCPA, offenbart ist (zur Zeit der Einreichung der vorliegenden Anmeldung erhältlich über www.trustedpc.com).
  • Zwei Softwarekomponenten, die in der Systemumgebung 200 identifiziert sind, sind ein Secure Virtual Machine Monitor (SVMM) 282 Modul und ein Secure Initialization Authenticated Code (SINIT-AC) 280 Modul. Das Modul SVMM 282 kann in einer Systemdiskette oder in einem anderen Massenspeicher gespeichert sein und, falls notwendig, an andere Orte verschoben oder kopiert werden. In einer Ausführungsform kann vor dem Beginn des Sicher heitsstartprozesses das SVMM 282 auf eine oder mehrere der Speicherseiten 250 bis 262 verschoben oder kopiert werden. Nach dem Sicherheitseingabeprozeß kann eine virtuelle Maschinenumgebung erzeugt werden, in der das SVMM 282 als der Code mit der höchsten Berechtigung in dem System betrieben wird, und kann benutzt werden, um den direkten Zugriff auf bestimmte Systemressourcen durch das Betriebssystem oder Anwendungen innerhalb der erzeugten virtuellen Maschinen zu erlauben oder abzulehnen.
  • Einige der Aktionen, die von dem Sicherheitseingabeprozeß benötigt werden, können außerhalb des Umfangs einfacher Hardwareimplementierungen liegen und können statt dessen vorteilhafterweise ein Softwaremodul verwenden, dessen Ausführung uneingeschränkt vertrauenswürdig sein kann. In einer Ausführungsform können diese Aktionen durch einen Sicherheitsinitialisierungs(SINIT)-Code ausgeführt werden. Drei beispielhafte Aktionen werden hier dargestellt. Diese Aktionen sollten jedoch nicht als Beschränkung betrachtet werden. Eine Aktion kann es erforderlich machen, daß verschiedene Steuerungen, die kritische Punkte der Systemkonfiguration darstellen, getestet werden, um sicherzustellen, daß die Konfiguration die korrekte Instantiierung der Sicherheitsumgebung unterstützt. In einer Ausführungsform kann ein erforderlicher Test sein, daß die Speichersteuerkonfiguration, die von dem Chipsatz 240 zur Verfügung gestellt wird, nicht zuläßt, daß zwei oder mehr unterschiedliche Systembusadressen den gleichen Ort in den Speicherseiten 250 bis 262 berühren. Eine zweite Aktion kann darin bestehen, die Einrichtungszugriffsseitentabelle 248 und die Einrichtungszugriffslogik 247 zu konfigurieren, um jene Speicherseiten, die von der speicheransässigen Kopie des SVMM 282 benutzt werden, vor einer Beeinflussung durch Nicht-Prozessor-Einrichtungen zu schützen. Eine dritte Aktion kann darin bestehen, die Identität des SVMM 282 Moduls zu berechnen und zu registrieren und ihm eine Systemsteuerung zu übertragen. Hierin bedeutet "Registrieren" das Einsetzen einer Vertrauenswürdigkeitsmaßeinheit des SVMM 282 in ein Register, zum Beispiel in das PCR 278 oder in das PCR 279. Wenn diese letztere Aktion vorgenommen wird, kann die Vertrauenswürdigkeit des SVMM 282 durch einen potentiellen Systembenutzer überprüft werden.
  • Der SINIT-Code kann von dem Hersteller der Prozessoren oder der Chipsätze produziert werden. Zu diesem Zweck kann der SINIT-Code vertrauenswürdig sein, um bei den Sicherheitsstarts des Chipsatzes 240 zu helfen. Um den SINIT-Code zu verteilen, wird in einer Ausführungsform ein gut bekannter Verschlüsselungshash aus dem gesamten SINIT-Code gemacht, wodurch ein als "Digest" bekannter Wert erzeugt wird. Eine Ausführungsform erzeugt einen 160-Bit-Wert für das Digest. Das Digest kann anschließend durch einen privaten Schlüssel verschlüsselt werden, der in einer Ausführungsform von dem Hersteller des Prozessors aufbewahrt wird, um eine digitale Signatur zu bilden. Wenn der SINIT-Code mit der entsprechenden Digitalsignatur verknüpft wird, kann die Kombination als SINIT-Authentifizierungscode (SINIT-AC) 280 bezeichnet werden. Kopien des SINIT-AC 280 können später überprüft werden, wie nachfolgend erläutert wird.
  • Der SINIT-AC 280 kann auf einer Systemdiskette oder einem anderen Massenspeicher in einem festen Medium gespeichert werden und, falls notwendig, an andere Orte verschoben oder kopiert werden. In einer Ausführungsform kann vor dem Beginn des Sicherheitsstartprozesses der SINIT-AC 280 in die Speicherseiten 250 bis 262 verschoben oder kopiert werden, um eine speicheransässige Kopie des SINIT-AC zu bilden.
  • Ein beliebiger logischer Prozessor kann den Sicherheitsstartprozeß initiieren und kann dann als initiierender logischer Prozessor (ILP) bezeichnet werden. In dem vorliegenden Beispiel wird der Prozessor 202 der ILP, obgleich ein beliebiger Prozessor auf dem Bussystem 230 der ILP werden könnte. Weder die speicheransässige Kopie des SINIT-AC 280 noch die speicheransässige Kopie des SVMM 282 können zu dieser Zeit als vertrauenswürdig betrachtet werden, da, neben anderen Gründen, die anderen Prozessoren oder die DMA-Einrichtungen die Speicherseiten 250 bis 262 überschreiben können.
  • Der ILP (Prozessor 202) führt einen Spezialbefehl aus. Dieser Spezialbefehl wird als ein Sicherheitseingabe (SENTER)-Befehl bezeichnet und kann von einer SENTER-Logik 204 unterstützt werden. Die Ausführung des SENTER-Befehls kann bewirken, daß der ILP (Prozessor 202) Spezialbusnachrichten auf dem Systembus 230 ausgibt und anschließend erhebliche Zeitintervalle auf nachfolgende Systemaktionen wartet. Nachdem die Ausführung von SENTER beginnt, wird eine dieser Spezialnachrichten (eine SENTER BUS NACHRICHT), auf dem Systembus 230 verbreitet. Jene von dem ILP verschiedene Prozessoren, die als antwortende logische Prozessoren (RLPs) bezeichnet werden können, antworten auf die SENTER BUS NACHRICHT mit einem internen, nicht maskierbaren Ereignis. In dem vorliegenden Beispiel umfassen die RLPs den Prozessor 212 und den Prozessor 222. Alle RLPs müssen aktuelle Operationen beenden, eine RLP-Bestätigung (ACK)-Spezialbusnachricht auf dem Systembus 230 senden und dann einen Wartezustand einnehmen. Es wird darauf hingewiesen, daß der ILP auch seine eigene ACK-Nachricht über den Systembus 230 sendet.
  • Der Chipsatz 240 kann ein Paar von Registern enthalten, das "EXISTS"-Register 270 und das "JOINS"-Register 272. Diese Register können benutzt werden, um zu verifizieren, daß der ILP und alle RLPs korrekt auf die SENTER BUS NACHRICHT antworten. In anderen Ausführungsformen kann der Chipsatz 240 allen operationellen logischen Prozessoren in dem System nachgehen, indem er eine "1" in das entsprechende Bit des EXISTS-Register 270 auf jeder Systembustransaktion schreibt, die von dem Prozessor ausgeführt wird. In dieser Ausführungsform enthält jede Transaktion auf dem Systembus 230 ein Identifizierungsfeld, das die Kennung des logischen Prozessors enthält. In einer Ausführungsform besteht dies aus einer physikalischen Prozessorkennung und einer Kennung für den Hardwareausführungsthread in jedem physikalischen Prozessor. Wenn beispielsweise ein Thread, der auf dem Prozessor 222 ausgeführt wird, eine Bustransaktion auf dem Systembus 230 hervorruft, würde der Chipsatz 240 diese logische Prozessorkennung in der Transaktion sehen und eine "1" an den entsprechenden Ort 286 in dem EXISTS-Register 270 schreiben. Während des Sicherheitsstartprozesses, wenn der gleiche Thread auf dem Prozessor 222 seine ACK-Nachricht auf dem Systembus 230 sendet, würde der Chipsatz 240 auch dies sehen und könnte eine "1" an den entsprechenden Ort 288 in dem JOINS-Register 272 schreiben. (Im Beispiel der 2 ist zur Verdeutlichung jeder physikalische Prozessor mit nur einem einzelnen ausgeführten Thread gezeigt. In alternativen Ausführungsformen können die physikalischen Prozessoren mehrere Threads unterstützen und dabei mehrere logische Prozessoren). Wenn die Inhalte des JOINS-Registers 272 zu den Inhalten des EXISTS-Registers 270 passen, kann der Chipsatz 240 eine ALL_JOINED-Flag 246 setzen, das anzeigt, daß alle Prozessoren korrekt auf die SENTER BUS NACHRICHT geantwortet haben.
  • In einer anderen Ausführungsform können das EXISTS-Register 270 und das JOINS-Register 272 damit fortfahren, nach dem Setzen des ALL_JOINED-Flags 246 zur Sicherheit beizutragen. Während der Zeit nach dem Setzen des ALL_JOINED-Flags 246 bis zum Ende der Vertrauenswürdigkeits- oder Sicherheitsoperationen, kann der Chipsatz 240 damit fortfahren, die Buszyklen zu überwachen und mit dem JOINS-Register 272 zu vergleichen. Wenn der Chipsatz während dieser Periode eine Bustransaktion von einem logischen Prozessor sieht, die nicht aktuell in dem JOINS-Register 272 identifiziert ist, kann der Chipsatz 240 annehmen, daß dieser logische Prozessor etwas spät "erschienen" ist. Dies würde implizieren, daß ein solcher logischer Prozessor nicht an dem Sicherheitsstartprozeß teilgenommen hat und daher einen Angreifer (Sicherheitsbedrohung) darstellen könnte. Unter solchen Umständen kann der Chipsatz 240 entsprechend antworten, um diesen Angreifer aus der gesicherten Umgebung herauszuhalten. In einer Ausführungsform kann der Chipsatz 240 ein Systemreset unter solchen Umständen betreiben. In einer zweiten Ausführungsform kann eine ähnliche Ermittlung eines "verspäteten" Prozessors durch jeden logischen Prozessor erreicht werden, der ein spezielles reserviertes Signal auf dem Systembus nach jeder Transaktion ausgibt, die der Verbreitung der ACK-Busnachricht folgt. Wenn in dieser Ausführungsform der Chipsatz 240 nach dem Setzen des ALL_JOINED-Flags 246 Bustransaktion beobachtet, die von einem Prozessor ohne ein bestätigtes Spezialsignal initiiert wurde, kann der Chipsatz 240 wieder annehmen, daß dieser logische Prozessor irgendwie "verspätet" erschienen ist und einen Angreifer darstellen kann.
  • Nach dem Erscheinen der SENTER BUS NACHRICHT fragt der ILP (Prozessor 202) die ALL_JOINED-Flag 246 ab, um zu sehen, wann und ob alle Prozessoren korrekt mit ihren ACKs geantwortet haben. Wenn das Flag 246 nie gesetzt ist, sind verschiedene Implementierungen möglich. Ein Überwachungstimer in dem ILP oder dem Chipsatz oder einem anderen Ort können ein Systemreset hervorrufen. Alternativ kann das System hängen, was einen Reset durch den Betreiber erforderlich macht. In beiden Fällen wird die Beanspruchung einer Sicherheitsumgebung geschützt (dadurch daß der Sicherheitsstartprozeß nicht beendet wird, bis alle Prozessoren teilnehmen), obgleich das System möglicherweise nicht weiterarbeitet. Im normalen Betrieb wird nach kurzer Zeit die ALL_JOINED-Flag 246 gesetzt und der ILP kann sicherstellen, daß alle anderen logischen Prozessoren in einen Wartezustand eingetreten sind.
  • Wenn das ALL_JOINED-Flag 246 gesetzt ist, kann der ILP (Prozessor 202) sowohl eine Kopie des SINIT-AC 280 als auch einen Schlüssel 284 in einen sicherer Speicher 208 verschieben, um den SINIT-Code, der in dem SINIT-AC 280 enthalten ist, zu authentifizierten und nachfolgend auszuführen. In einer Ausführungsform kann dieser Sicherheitsspeicher 208 ein interner Cache des ILP (Prozessor 202) sein, der etwa in einem speziellen Modus betrieben wird. Der Schlüssel 284 stellt einen öffentlichen Schlüssel dar, der dem privaten Schlüssel entspricht, der zum Verschlüsseln der digitalen Signatur benutzt wird, die in dem SINIT-AC 280 Modul enthalten ist, und wird benutzt, um die digitale Signatur zu überprüfen und dabei den SINIT-Code zu authentifizieren. In einer Ausführungsform kann der Schlüssel 284 bereits in dem Prozessor gespeichert sein, etwa als ein Teil der SENTER-Logik 204. In einer anderen Ausführungsform kann der Schlüssel in einem Nur-Lese-Schlüsselregister 204 des Chipsatzes 240 gespeichert sein, der von dem ILP gelesen wird. In noch einer anderen Ausführungsform kann das Schlüsselregister 244 von entweder dem Prozessor oder dem Chipsatz tatsächlich ein Verschlüsselungs-Digest des Schlüssels 284 enthalten, wobei der Schlüssel 284 selbst in dem SINIT-AC 280 Modul enthalten ist. In dieser letzteren Ausführungsform liest der ILP das Digest aus dem Schlüsselregister 244, berechnet einen äquivalenten Verschlüsselungshash über den Schlüssel 284, der in dem SINIT-AC 280 eingebettet ist, und vergleicht die zwei Digests, um sicherzustellen, daß der zur Verfügung gestellte Schlüssel 284 tatsächlich vertrauenswürdig ist.
  • Eine Kopie des SINIT-AC und eine Kopie des öffentlichen Schlüssels können sich dann in dem sicheren Speicher 208 befinden. Der ILP kann nun die Kopie des SINIT-AC durch Entschlüsseln der digitalen Signatur, die in der Kopie des SINIT-AC enthalten ist, unter Verwendung der Kopie des öffentlichen Schlüssels überprüfen. Diese Entschlüsselung erzeugt eine Originalkopie eines Digest des Verschlüsselungshashs. Wenn ein neu berechneter Digest zu diesem Originaldigest paßt, kann die Kopie des SINIT-AC und der darin enthaltene SINIT-Code als vertrauenswürdig betrachtet werden.
  • Der ILP kann nun eine andere Spezialbusnachricht, eine SENTER CONTINUE NACHRICHT, über den Systembus 230 ausgeben, die den wartenden RLPs (Prozessor 212, Prozessor 222) und dem Chipsatz 240 signalisiert, daß gesicherte Operationen initiiert werden. Der ILP kann nun die eindeutige Identität des SINIT-AC-Moduls registrieren, indem er den Wert des Verschlüsselungsdigits des SINIT-AC-Moduls in ein Plattformkonfigurationsregister 272 in dem Sicherheitstoken 276 schreibt, wie nachfolgend dargestellt. Die Ausführung des SENTER-Befehls des ILPs kann nun durch Übertragen der Ausführungssteuerung auf der vertrauenswürdige Kopie des SINIT-Codes, der in dem sicherer Speicher 208 des ILP gehalten ist, beendet werden. Der vertrauenswürdige SINIT-Code kann anschließend seinen Systemtest und Konfigurationsaktionen ausführen und die speicheransässige Kopie des SVMM registrieren gemäß der obigen Definition von "Registrieren".
  • Die Registrierung der speicheransässigen Kopie des SVMM kann auf verschiedene Weisen ausgeführt werden. In einer Ausführungsform schreibt der SENTER-Befehl, der auf dem ILP abläuft, das berechnete Digest des SINIT-AC in das PCR 278 in dem Sicherheitstoken 276. Nachfolgend kann der vertrauenswürdige SINIT-Code das berechnete Digest des speicheransässigen SVMM zu dem gleichen PCR 278 oder in ein anderes PCR 279 in dem Sicherheitstoken 276 schreiben. Wenn das SVMM-Digest in das gleiche PCR 278 geschrieben wird, zerhackt der Sicherheitstoken 276 die Originalinhalte (SINIT-Digest) mit den neuen Wert (SVMM-Digest) und schreibt das Ergebnis zurück in das PCR 278. In Ausführungsformen, bei denen das erste (initiierende) Schreiben in das PCR 278 auf den SENTER-Befehl beschränkt ist, kann das resultierende Digest als eine Wurzelvertrauenswürdigkeit für das System benutzt werden.
  • Wenn der vertrauenswürdige SINIT-Code seine Ausführung beendet hat und die Identität des SVMM in einem PCR registriert hat, kann der SINIT-Code eine ILP-Ausführungssteuerung zu dem SVMM übertragen. In einer typischen Ausführungsform können die ersten SVMM-Befehle, die von dem ILP ausgeführt werden, Selbstinitialisierungsroutinen für das SVMM darstellen. Das ILP kann in einer Ausführungsform einzelne Spezialbusnachrichten einer RLP JOIN NACHRICHT zu jedem RLP senden, wodurch jeder der RLPs bei Operationen unter Überwachung der nun ausgeführten Kopie des SVMM teilnimmt. Von diesem Punkt an wird das gesamte System in einem vertrauenswürdigen Modus betrieben, wie bei der Erläuterung der 3 nachfolgend dargestellt wird.
  • Bezug nehmend auf 3 wird ein Diagramm einer beispielhaften vertrauenswürdiger oder gesicherten Softwareumgebung gemäß einer Ausführungsform der vorliegenden Erfindung gezeigt. In der Ausführungsform der 3 kann vertrauenswürdige und nicht vertrauenswürdige Software gleichzeitig geladen werden und kann gleichzeitig auf einem einzelnen Computersystem ausgeführt werden. Ein SVMM 350 erlaubt oder verhindert selektiv den direkten Zugriff auf Hardwareressourcen 380 von einem oder mehreren nicht vertrauenswürdigen Betriebssystemen 340 und nicht vertrauenswürdigen Anwendungen 310 bis 330. In diesem Zusammenhang bedeutet "nicht vertrauenswürdig" nicht notwendigerweise, daß das Betriebssystem oder die Anwendungen absichtlich nicht richtig funktionieren, aber daß die Größe und die Auswahl eines interagierenden Codes es unmöglich machen, zuverlässig festzustellen, daß sich die Software wie gewünscht verhält und daß keine Viren oder anderer fremder Code bei seiner Ausführung stört. In einer typischen Ausführungsform kann der nicht vertrauenswürdige Code aus dem normalen Betriebssystem und Anwendungen bestehen, die auf heutigen Personalcomputern zu finden sind.
  • Das SVMM 350 erlaubt oder verhindert außerdem selektiv einen direkten Zugriff auf Hardwareressourcen 380 aus einem oder mehreren vertrauenswürdigen oder sicheren Kernen 360 und einem oder mehreren vertrauenswürdigen Anwendungen 370. Ein solcher vertrauenswür diger oder sicherer Kern 360 und solche vertrauenswürdigen Anwendungen 370 können in der Größe und in der Funktionalität begrenzt sein, um bei der Möglichkeit zu helfen, an ihnen eine Vertrauenswürdigkeitsanalyse vorzunehmen. Die vertrauenswürdige Anwendung 370 kann ein beliebiger Softwarecode, ein Programm, eine Routine oder ein Satz von Routinen sein, der in einer sicheren Umgebung ausführbar ist. Daher kann die vertrauenswürdige Anwendung 370 eine Auswahl von Anwendungen oder Codesequenzen sein oder kann eine relativ kleine Anwendung, wie ein Java-Applet, sein.
  • Befehle oder Operationen, die normalerweise von einem Betriebssystem 340 oder einem Kern 360 ausgeführt werden und einem Systemressourcenschutz oder Berechtigungen umwandeln könnten, können von der SVMM 350 abgefangen werden und selektiv erlaubt, teilweise erlaubt oder zurückgewiesen werden. Als ein Beispiel würden in einer typischen Ausführungsform Befehle, welche die Seitentabelle des Prozessors ändern, die normalerweise von dem Betriebssystem 340 oder dem Kern 360 ausgeführt würden, statt dessen von dem SVMM 350 abgefangen werden, wodurch sichergestellt wird, daß die Aufforderung nicht versucht, Seitenberechtigungen außerhalb der Domain in der virtuellen Maschine zu ändern.
  • Bezug nehmend auf 4A wird eine Ausführungsform eines Mikroprozessorsystems 400 gezeigt, der dazu eingerichtet ist, die gesicherte Softwareumgebung der 3 zu unterstützen. Eine CPU A 410, eine CPU B 414, eine CPU C 418 und eine CPU D 422 können mit einem zusätzlichen Mikrocode oder einer Logikschaltung ausgestattet sein, um die Ausführung der Spezialbefehle zu unterstützen. In einer Ausführungsform kann dieser zusätzliche Mikrocode oder die logische Schaltung die SENTER-Logik 204 der 2 sein. Diese Spezialbefehle können die Ausgabe von Spezialbusnachrichten auf dem Systembus 420 unterstützen, welche eine korrekte Synchronisation der Prozesse ermöglichen, während die Sicherheitsumgebung gestartet wird. In einer Ausführungsform kann die Ausgabe von Spezialbusnachrichten von einer Schaltung unterstützt werden, wie der Busnachrichtenlogik 206 der 2. In gleicher Weise kann der Chipsatz 430 ähnlich zu dem Chipsatz 240 sein und kann die oben erwähnten Spezialzyklen auf dem Systembus 420 unterstützen. Die Zahl der physikalischen Prozessoren kann bei der Implementierung bei einer speziellen Ausführungsform variieren. In einer Ausführungsform können die Prozessoren Mikroprozessoren der Klasse Intel® Pentium® sein. Der Chipsatz 430 kann mit Massenspeichereinrichtungen, wie einem festen Medium 444 oder einem entfernbaren Medium 448, über einen PCI-Bus 446 oder alternativ über USB 442, einem Integrated Controller Electronics (IDE)-Bus (nicht gezeigt), einem Small Computer Sy stems Interconnect (SCSI)-Bus (nicht gezeigt) oder anderen I/O-Bussen verbunden sein. Die festen Medien 444 oder die entfernbaren Medien 448 können Magnetplatten, ein Magnetband, magnetische Disketten, magneto-optische Laufwerke, CD-ROM, DVD-ROM, Flash Memory Cards oder andere Formen von Massenspeichern sein.
  • In der Ausführungsform der 4A sind vier Prozessoren CPU A 410, CPU B 414, CPU C 418 und CPU D 422 als vier separate Hardwareeinheiten gezeigt. In anderen Ausführungsformen kann die Zahl der Prozessoren differieren. Allerdings können die physikalisch diskreten Prozessoren durch separate Hardwareausführungsthreads ersetzt werden, die auf einen oder mehreren physikalischen Prozessoren ablaufen. Im letzteren Fall bearbeiten diese Threads viele der Attribute der zusätzlichen physikalischen Prozessoren. Um einen allgemeinen Ausdruck zur Beschreibung zu haben, wenn eine beliebige Mischung von mehreren physikalischen Prozessoren und mehreren Threads auf Prozessoren verwendet wird, kann der Ausdruck "logischer Prozessor" benutzt werden, um entweder einen physikalischen Prozessor oder einen Thread, der in einem oder mehreren physikalischen Prozessoren ausgeführt wird, zu beschreiben. Damit kann ein Prozessor mit einem einzelnen Thread als ein einzelner logischer Prozessor betrachtet werden und Prozessoren mit mehreren Threads oder mehreren Kernen können als mehrere logische Prozessoren betrachtet werden.
  • In einer Ausführungsform ist der Chipsatz 430 mit einem modifizierten LPC-Bus 450 verbunden. Der modifizierte LPC-Bus 450 kann benutzt werden, um den Chipsatz 430 mit einem Sicherheitstoken 454 zu verbinden. Der Token 454 kann in einer Ausführungsform das TPM 471 umfassen, das von der Trusted Computing Platform Alliance (TCPA) zur Verfügung gestellt wird.
  • Bezug nehmend auf die 4B wird eine alternative Ausführungsform eines Mikrocomputersystems 490 gezeigt, das dazu eingerichtet ist, die gesicherte Softwareumgebung der 3 zu unterstützen. Im Unterschied zu der Ausführungsform der 4A kann die CPU A 410 und die CPU B 414 mit dem Chipsatz 428 über einen Systembus A 402 verbunden sein, während die CPU C 418 und die CPU D 422 mit dem Chipsatz 428 über einen Systembus B 404 verbunden sein kann. In anderen Ausführungsformen können mehr als zwei Systembusse verwendet werden. In anderen alternativen Ausführungsformen können Punkt-zu-Punkt-Busse benutzt werden. Spezialbefehle können die Ausgabe von Spezialbusnachrichten auf dem Systembus A 402 und auf dem Systembus B 404 unterstützen, die eine korrekte Synchronisie rung der Prozessoren ermöglichen während dem Starten der Sicherheitsumgebung. In einer Ausführungsform kann die Ausgabe einer Spezialbusnachricht von einer Schaltung unterstützt werden, wie von der Busnachrichtenlogik 206 der 2.
  • In einer Ausführungsform ist der Chipsatz 428 zur Aufrechterhaltung der Übereinstimmung und der Kohärenz zwischen dem Systembus A 402 und dem Systembus B 404 verantwortlich. Wenn eine standardisierte oder eine Spezialbusnachricht über den Systembus A 402 gesendet wird, spiegelt der Chipsatz 428 diese Nachricht (falls geeignet) auf dem Systembus B 404 wider und umgekehrt.
  • In einer alternativen Ausführungsform behandelt der Chipsatz 428 den Systembus A 402 und den Systembus B 404 als unabhängige Untersysteme. Beliebige Spezialbusnachrichten, die auf dem Systembus A 402 ausgegeben werden, wirken nur auf Prozessoren an diesem Bus. In gleicher Weise wirken Spezialbusnachrichten, die auf dem Systembus B 404 ausgegeben werden, nur auf Prozessoren an diesem Bus. Jeglicher geschützter Speicher, der gegenüber dem Systembus A 402 aufgebaut ist, ist nur von Prozessoren ansprechbar, die mit dem Systembus A 402 verbunden sind, und die Prozessoren an dem Systembus B 404 werden als nichtvertrauenswürdige Einrichtungen behandelt. Um Zugriff auf irgendeinen geschützten Speicher zu erlangen, der für die CPU A 410 und die CPU B 414 auf dem Systembus A 402 aufgebaut wurde, müssen die Prozessoren CPU C 418 und CPU D 422 auf dem Systembus B 404 ihre eigene SENTER-Prozesse ausführen, wodurch eine registrierte Umgebung erzeugt wird, die gleich zu der von den Prozessoren auf dem Systembus A 402 erzeugten ist.
  • Bezug nehmend auf 5 wird ein schematisches Diagramm eines beispielhaften Mikroprozessorsystems 500, das dafür eingerichtet ist, die gesicherte Softwareumgebung der 3 zu unterstützen, gemäß einer alternativen Ausführungsform der vorliegenden Erfindung gezeigt: Im Unterschied zu der Ausführungsform der 4A an kann jeder Prozessor (zum Beispiel die CPU 510) bestimmte Chipsatzfunktionen (zum Beispiel die Chipsatzfunktionen 594) umfassen, die zum Beispiel Speichersteuerfunktionen und Einrichtungszugriffslogikfunktionen ausführen. Diese Chipsatzfunktionen ermöglichen dabei die direkte Verbindung von Speicher (zum Beispiel dem Speicher A 502) mit dem Prozessor. Andere Chipsatzfunktionen können in einem separaten Chipsatz 530 verbleiben. Spezialbusnachrichten können über den Systembus 520 ausgegeben werden.
  • Jeder Prozessor kann einen indirekten Zugriff auf einen Speicher vornehmen, der mit anderen Prozessoren verbunden ist. Diese Zugriffe können jedoch erheblich langsamer, im Vergleich zu Zugriffen auf prozessoreigenen Speicher sein. Vor dem Start des SENTER-Prozesses kann die Software Kopien von SINIT-AC 566 und SVMM 574 von einem festen Medium 544 in einem lokalen Speicher 504 verschieben, und dabei eine Kopie des SINIT-AC 556 und eine Kopie des SVMM 572 bilden. In dieser Ausführungsform kann der Speicher 504 ausgewählt werden, da direkt von dem Prozessor auf ihn zugegriffen werden kann, der dafür bestimmt ist, der ILP zu sein. Im Beispiel der 5 ist dies die CPU B 514. Alternativ können die Kopien des SINIT-AC 566 und der SVMM 574 in anderen Speichern plaziert werden, die mit anderen (nicht-ILP) Prozessoren verknüpft sind, so lange der ILP 514 die Möglichkeit hat, auf diese Speicher zuzugreifen. Die CPU B ILP 514 startet den Sicherheitseingabeprozeß durch Abgeben des SENTER-Befehls, wie bereist bei 2 beschrieben, und mit ähnlichen Konsequenzen und ausgegeben Buszyklen. Der Chipsatz 530 kann das EXISTS-Register 576, das JOINS-Register 580 und das ALL_JOINED-Flag 584, wie im Zusammenhang mit 2 beschrieben, verwenden, um zu bestimmen, ob alle Prozessoren korrekt auf die SENTER BUS NACHRICHT geantwortet haben, und signalisiert diese Information an den ILP. Der ILP (CPU B 514) kann wieder die speicheransässige Kopie des SINIT-AC 556 in einen sicheren Speicher 560 zusammen mit einer Kopie des öffentlichen Schlüssels 564 verschieben. Nach der Überprüfung und Registrierung des SINIT-AC 556 kann der ILP damit fortfahren, die speicheransässige Kopie des SVMM 572 zu überprüfen und zu registrieren.
  • Bezug nehmend auf die 6 wird eine Zeichnung einer Zeitrahmenleiste von verschiedenen Operationen gemäß einer Ausführungsform der vorliegenden Erfindung gezeigt. Die Zeitrahmenleiste der 6 zeigt den gesamten Zeitablauf der Operationen, die im Zusammenhang mit dem beispielhaften System diskutiert wurden, das im Zusammenhang mit 2 vorhergehend diskutiert wurde. Wenn die Software festlegt, daß sichere oder vertrauenswürdige Operationen gewünscht sind, lokalisiert eine Software ein SINIT-AC 280 und ein SVMM 282, die für einen nachfolgenden SENTER-Befehl verfügbar sind, und macht eine Kopie davon. In diesem Beispiel lädt die Software eine Kopie der SINIT-AC 280 und eine Kopie des SVMM 282 in eine oder mehrere Speicherseiten 250 bis 262. Ein Prozessor, in dem vorliegenden Beispiel der Prozessor 202, wird dann als der ILP ausgewählt, welcher den SENTER-Befehl zur Zeit 612 ausgibt. Zu der Zeit 614 gibt der SENTER-Befehl des ILP die SENTER BUS NACHRICHT 616 aus. Der ILP gibt dann sein eigenes SENTER-ACK 608 zur Zeit 618 aus, bevor er einen Zustand zum Warten auf das Chipsatz-Flag zur Zeit 628 einnimmt.
  • Jeder RLP, wie der Prozessor 222, antwortet auf die SENTER BUS NACHRICHT 616 durch Abschließen des aktuellen Befehls während der Zeit 620. Der RLP gibt dann seinen SENTER-ACK 622 aus und nimmt einen Zustand 634 ein, bei dem er auf eine SENTER CONTINUE NACHRICHT wartet.
  • Der Chipsatz 240 verbringt die Zeit 624 damit, das JOINS-Register 272 in Reaktion auf die SENTER-ACK Nachrichten, die auf dem Systembus 230 beobachtet werden, zu setzen. Wenn die Inhalte des JOINS-Registers 272 zu den Inhalten des EXISTS-Registers 270 passen, setzt der Chipsatz 240 die ALL_JOINED-Flag 246 zur Zeit 626.
  • Zu dieser Zeit bleibt der ILP in einer Schleife während er die ALL_JOINED-Flag 246 abruft. Wenn die ALL_JOINED-Flag 246 gesetzt ist und der ILP feststellt, daß die ALL_JOINED-Flag 246 zur Zeit 630 gesetzt ist, kann der ILP die SENTER CONTINUE NACHRICHT während der Zeit 632 ausgeben. Wenn die SENTER CONTINUE NACHRICHT auf dem Systembus 230 zur Zeit 636 verbreitet ist, können die RLPs in einen Wait-for-Join-Zustand eintreten. Zum Beispiel tritt der RLP des Prozessors 222 in einen Wait-for-Join-Zustand in der Zeitperiode 638 ein.
  • Nach dem Ausgeben der SENTER CONTINUE NACHRICHT kann der ILP (in der Zeitperiode 640) den öffentlichen Schlüssel des Schlüsselregisters 244 des Chipsatzes 240 und eine Kopie des SINIT-AC in seinen sicheren Speicher 208 geben, um eine Kopie des Schlüssels und eine Kopie des SINIT-AC zu bilden. In anderen Ausführungsformen kann das Schlüsselregister 244 ein Digest des öffentlichen Schlüssels enthalten und der tatsächliche öffentliche Schlüssel kann in oder mit der SINIT-AC enthalten sein. Nach der Authentifizierung der Kopie des SINIT-AC, wie oben in Verbindung mit 2 beschrieben, kann der ILP tatsächlich die Kopie des SINIT-AC in dem sicheren Speicher 208 ausführen.
  • Nachdem die Kopie des SINIT-AC in dem sicheren Speicher 208 die Ausführung beginnt, überprüft und registriert sie die speicheransässige Kopie des SVMM (während der Zeitperiode 640). Nachdem die Kopie des SVMM dem PCR 278 des Sicherheitstoken 276 registriert ist, beginnt die speicheransässige Kopie des SVMM selbst mit der Ausführung. Zu dieser Zeit, während die Zeitperiode 650 anhält, werden SVMM-Operationen in dem ILP aufgebaut.
  • Unter den ersten Dingen, welche die ILP SVMM-Operation macht, ist die Ausgabe einer einzelnen RLP JOIN NACHRICHT an den Systembus 230. Ein Beispiel ist eine JOIN NACHRICHT 644 des Prozessors 222. Diese Nachricht kann den Ort in dem Speicher enthalten, an dem der RLP Prozessor 222 bei der Ausführung der registrierten speicheransässigen Kopie des SVMM anknüpft. Alternativ können die ILP SVMM-Operationen einen Speicherort an einem vorbestimmten Ort in dem Chipsatz oder dem Speicher registriert haben, und nach dem Empfangen der JOIN NACHRICHT ruft der RLP seine Startadresse von diesem Ort auf. Nach dem Empfangen der JOIN NACHRICHT des Prozessors 222 und der Ermittlung seiner Startadresse springt der RLP Prozessor 222 (während der Zeitperiode 646) an diesen Ort und verknüpft die Ausführung der registrierten, speicheransässigen Kopie des SVMM.
  • Nachdem alle RLPs die registrierte, speicheransässige Kopie des SVMM verknüpft haben, werden gesicherte Operationen über das Mikrocomputersystem 200 aufgebaut.
  • Bezug nehmend auf 7 wird ein Ablaufdiagramm der Software und anderer Prozeßblöcke gemäß einer Ausführungsform der Erfindung gezeigt. Zur Klarheit zeigt die 7 nur Prozeßblöcke für einen einzelnen beispielhaften RLP. In anderen Ausführungsformen können verschiedene antwortende logische Prozessoren vorhanden sein.
  • Der Prozeß 700 beginnt beim Block 710, wenn ein logischer Prozessor eine Kopie der SINIT-AC und der SVMM-Module macht, die für einen Zugriff durch einen nachfolgenden SENTER-Befehl verfügbar sind. In diesem Beispiel lädt der ILP im Block 712 den SINIT-AC und den SVMM-Code aus einem Massenspeicher in einen physikalischen Speicher. In alternativen Ausführungsformen kann dies ein beliebiger logischer Prozessor tun, und nicht nur der ILP. Ein Prozessor wird der ILP durch Ausführen des SENTER-Befehls, wie im Block 714 gezeigt. Im Block 716 gibt der ILP SENTER-Befehl eine SENTER BUS NACHRICHT aus. Der ILP gibt dann Block 718 seine eigene SENTER-ACK Nachricht an den Chipsatz aus. Der ILP nimmt dann einen Wartezustand ein, der als Entscheidungsblock 720 gezeigt ist, und wartet darauf, daß der Chipsatz sein ALL_JOINED-Flag setzt.
  • Nachdem jeder RLP die SENTER BUS NACHRICHT im Block 770 empfängt, stoppt er die Ausführung mit dem Ende des aktuellen Befehls und gibt im Block 772 seinen eigenen SENTER-ACK aus. Jeder RLP nimmt dann einen Wartezustand ein, als Entscheidungsblock 774 gezeigt, und wartet, daß eine SENTER CONTINUE NACHRICHT von dem ILP ankommt.
  • Der Chipsatz setzt die entsprechenden Bits in dem JOINS-Register, wenn die SENTER ACK Nachricht empfangen ist. Wenn die Inhalte des JOINS-Registers gleich zu den Inhalten des EXISTS-Registers sind, setzt der Chipsatz sein ALL_JOINED-Flag, die dem ILP signalisiert, von dem Entscheidungsblock 720 fortzufahren. Nach Verlassen des Entscheidungsblocks 720 über den JA-Pfad, gibt der ILP dann eine SENTER CONTINUE NACHRICHT im Block 722 aus. Dies signalisiert jedem RLP, von dem Entscheidungsblock 774 fortzufahren. Jeder RLP nimmt dann einen zweiten Wartezustand ein, der als Entscheidungsblock 776 gezeigt ist, und wartet auf eine SENTER JOIN NACHRICHT.
  • In der Zwischenzeit verschiebt der ILP Block 724 den öffentlichen Schlüssel des Chipsatzes und die speicheransässige Kopie des SINIT-AC in seinen eigenen sicheren Speicher zur sicheren Ausführung. Der ILP benutzt im Block 726 den Schlüssel, um die sicherheitsspeicheransässige Kopie des SINIT-AC zu überprüfen und führt sie dann aus. Die Ausführung des SINIT-AC kann Tests der Systemkonfigurationen und der SVMM-Kopie vornehmen, registriert dann die SVMM-Identität und beginnt schließlich mit der Ausführung des SVMM im Block 728. Als Teil der Aktionen, die in Block 728 ausgeführt werden, kann der ILP SINIT-Code die Einrichtungszugriffsseitentabelle 248 und die Einrichtungszugriffslogik 247 des Speichers und des Chipsatzes konfigurieren, um jene Speicherseiten, die von der speicheransässigen Kopie des SVMM 282 benutzt werden, vor einem Eingriff durch Nicht-Prozessor-Einrichtungen zu schützen, wie in Block 754 gezeigt.
  • Nachdem der ILP die Ausführung unter der Steuerung des SVMM beginnt, sendet der ILP-Block 730 eine individuelle SENTER JOIN NACHRICHT zu jedem RLP. Nach dem Ausgeben der SENTER JOIN NACHRICHT beginnt der ILP im Block 732 mit den SVMM-Operationen.
  • Der Empfang der SENTER JOIN NACHRICHT bewirkt, daß jeder RLP den Wartezustand, der in dem Block 776 dargestellt ist, entlang dem JA-Pfad verläßt und beginnt mit den SVMM-Operationen im Block 780. Die SENTER JOIN NACHRICHT kann die SVMM-Einsprungstelle enthalten, zu der der RLP beim Verknüpfen der SVMM-Operationen abzweigt. Alternativ kann der ILP SVMM-Code die geeignete RLP-Einsprungstelle in einem Systemort (zum Beispiel in dem Chipsatz) registrieren, der von der RLP nach dem Empfang der SENTER JOIN NACHRICHT abgerufen wird.
  • Obgleich verschiedene offenbarte Ausführungsformen ein oder mehrer Prozessoren enthalten (entweder logische oder physikalische Prozessoren), ist zu verstehen, daß solche Mehrfachprozessoren und/oder Systeme mit mehreren Threads in größerem Detail beschrieben werden, um die zusätzliche Komplexität zu erklären, die mit dem Sichern eines Systems mit mehreren logischen oder physikalischen Prozessoren verbunden ist. Eine Ausführungsform, die wahrscheinlich auch in weniger komplexen Systemen vorteilhaft ist, kann nur einen Prozessor benutzen. In einigen Fällen kann der eine physikalische Prozessor mehrere Threads aufweisen und daher mehrere logische Prozessoren umfassen (und demgemäß einen ILP und einen RLP, wie beschrieben). In anderen Fällen kann jedoch ein System mit einem einzelnen Prozessor und einem einzelnen Thread benutzt werden und immer noch die offenbarten Sicherheitsbearbeitungstechniken anwenden. In solchen Fällen ist möglicherweise kein RLP vorhanden. Die Sicherheitsbearbeitungstechniken wirken jedoch immer noch, um die Wahrscheinlichkeit zu verringern, daß Daten gestohlen oder in einer nichtautorisierter Weise manipuliert werden können.
  • In der vorhergehenden Beschreibung wurde die Erfindung in Bezug auf bestimmte beispielhafte Ausführungsformen davon beschrieben. Es wird jedoch deutlich, daß verschiedene Modifikationen und Änderungen daran vorgenommen werden können, ohne von dem breiteren Gedanken und dem Umfang der Erfindung, wie er in den nachfolgenden Ansprüchen dargelegt ist, abzuweichen. Die Beschreibung und die Zeichnungen sind daher eher in einem beispielhaften Sinne als in einem beschränkenden Sinne zu verstehen.
  • Zusammenfassung
  • Ein Verfahren und eine Vorrichtung zum Initialisieren von Sicherheitsoperationen in einem Mikroprozessorsystem wird beschrieben. In einer Ausführungsform initiiert ein initialisierender logischer Prozessor den Prozeß durch anhalten der Ausführung der anderen logischen Prozessoren und anschließend durch Laden einer Initialisierungs- und Secure Virtual Machine Monitor Software in einen Speicher. Der Initialisierungsprozessor lädt dann die Initialisierungssoftware in einen sicheren Speicher zur Authentifizierung und zur Ausführung. Die Initialisierungssoftware authentifiziert und registriert die Secure Virtual Machine Monitor Software vor den sicheren Systemoperationen.

Claims (49)

  1. System, das folgendes umfaßt: einen ersten logischen Prozessor, der einen sicheren Speicher umfaßt, um einen gesicherten Eingabebefehl auszuführen, und einen Chipsatz, um vor einem Zugriff auf einen Secure Virtuel Machine Monitor durch eine Nicht-Prozessor-Einrichtung zu schützen.
  2. System nach Anspruch 1, bei dem der gesicherte Eingabebefehl dazu dient, den ersten logischen Prozessor zu veranlassen, eine Spezialbusnachricht an einen zweiten logischen Prozessor auszugeben, um den zweiten logischen Prozessor mit dem ersten logischen Prozessor in sicheren Operationen zu synchronisieren.
  3. System nach Anspruch 1, bei dem sich der sichere Speicher in einem Cache des ersten logischen Prozessors befindet.
  4. System nach Anspruch 1, bei dem der sichere Speicher vor einem Zugriff durch Schaltungen geschützt ist, die von dem ersten logischen Prozessor verschieden sind.
  5. System nach Anspruch 1, das weiterhin einen Sicherheitstoken umfaßt, der ein Plattformkonfigurationsregister aufweist, um ein Digest zu speichern.
  6. System nach Anspruch 1, das weiterhin einen zweiten logischen Prozessor umfaßt, um auf eine erste Spezialbusnachricht von dem gesicherten Eingabebefehl zu antworten.
  7. System nach Anspruch 6, bei dem der zweite logische Prozessor dazu dient, die Ausführung eines aktuellen Befehls abzuschließen und eine zweite Spezialbusnachricht in Antwort auf die erste Spezialbusnachricht auszugeben.
  8. System nach Anspruch 7, bei dem der Chipsatz dazu dient, ein Flag in Antwort auf den Empfang der zweiten Spezialbusnachricht zu setzen.
  9. System nach Anspruch 8, bei dem der zweite logische Prozessor an einen Einsprungspunkt des Secure Virtual Machine Monitor in Reaktion auf eine dritte Spezialbusnachricht springt.
  10. Verfahren, das folgendes umfaßt: Synchronisieren eines ersten logischen Prozessors und eines zweiten logischen Prozessors, Authentifizieren eines Initialisierungscodemoduls, Authentifizieren eines Secure Virtuel Machine Monitor und Ausführen eines Secure Virtuel Machine Monitor.
  11. Verfahren nach Anspruch 10, das weiterhin ein Senden einer Spezialbusnachricht zu dem zweiten logischen Prozessor umfaßt, um den Secure Virtuel Machine Monitor auf dem zweiten logischen Prozessor reagierend auszuführen.
  12. Verfahren nach Anspruch 10, bei dem das Synchronisieren eine Spezialbusnachricht umfaßt, um den zweiten logischen Prozessor zu veranlassen, eine Ausführung anzuhalten und eine Bestätigung zu senden.
  13. Verfahren nach Anspruch 12, bei dem das Synchronisieren ein Setzen eines Flags in dem Chipsatz in Reaktion auf die Bestätigung umfaßt.
  14. Verfahren nach Anspruch 10, bei dem das Authentifizieren eines Initialisierungscodemoduls ein Verschieben einer Kopie des Initialisierungscodemoduls und eines öffentlichen Schlüssels in einem sicheren Speicher umfaßt.
  15. Verfahren nach Anspruch 14, bei dem das Authentifizieren eines Initialisierungscodemoduls ein Vergleichen eines ersten Digest des Initialisierungscodemoduls mit einem zweiten Digest des Initialisierungscodemoduls umfaßt.
  16. Verfahren nach Anspruch 10, bei dem das Authentifizieren eines Secure Virtual Machine Monitors ein Ausführen des Initialisierungscodemoduls umfaßt.
  17. Verfahren nach Anspruch 16, bei dem das Authentifizieren eines Secure Virtual Machine Monitors ein Registrieren des Virtual Machine Monitors in einem Plattformkonfigurationsregister umfaßt.
  18. Vorrichtung, die folgendes umfaßt: eine Einrichtung zum Synchronisieren eines ersten logischen Prozessors und eines zweiten logischen Prozessors, eine Einrichtung zum Authentifizieren eines Initialisierungscodemoduls, eine Einrichtung zum Authentifizieren eines Secure Virtual Machine Monitors und eine Einrichtung zum Ausführen des Secure Virtual Machine Monitors in dem ersten logischen Prozessor.
  19. Vorrichtung nach Anspruch 18, die weiterhin eine Einrichtung zum Senden einer ersten Spezialbusnachricht zu einem zweiten logischen Prozessor umfaßt, um den zweiten Secure Virtuel Machine Monitor in dem zweiten logischen Prozessor auszuführen.
  20. Vorrichtung nach Anspruch 18, die weiterhin eine Einrichtung zum Verschieben einer Kopie des Initialisierungscodes und eines öffentlichen Schlüssels in einem sicheren Speicher umfaßt.
  21. Vorrichtung nach Anspruch 20, die weiterhin eine Einrichtung zum Vergleichen eines ersten Digests des Initialisierungscodemoduls mit einem zweiten Digest des Initialisierungscodemoduls umfaßt.
  22. Vorrichtung nach Anspruch 18, die weiterhin eine Einrichtung zum Registrieren des Secure Virtual Machine Monitors umfaßt.
  23. Prozessor, der folgendes umfaßt: eine sichere Eingabelogik zum Ausführen eines ersten Befehls zum Aufrufen einer sicheren Operationsinitialisierung und zum Ermitteln eines Zeitpunktes, um mit einer Ausführung eines Secure Initialization Authenticated Code fortzufahren, und eine Busnachrichtenlogik, um eine erste Spezialbusnachricht in Reaktion auf den ersten Befehl zu senden und um eine zweite Spezialbusnachricht in Reaktion auf den ermittelten Zeitpunkt zu senden.
  24. Prozessor nach Anspruch 23, bei dem der Zeitpunkt einer Ausgabe einer Bestätigung eines ersten logischen Prozessor nachfolgt.
  25. Prozessor nach Anspruch 23, bei dem die sichere Eingabelogik weiterhin dazu dient, ein Flag-Register in einem Chipsatz aufzurufen, um den Zeitpunkt zu ermitteln.
  26. Prozessor nach Anspruch 23, bei dem die sichere Eingabelogik weiterhin dazu dient, einen Schlüssel einzugeben und ein Codemodul nach dem Zeitpunkt zu authentifizieren.
  27. Prozessor nach Anspruch 23, bei dem die Busnachrichtenlogik weiterhin dazu dient, eine dritte Spezialbusnachricht zu senden, die einen Codeeinsprungspunkt umfaßt.
  28. Chipsatz, der folgendes umfaßt: eine Busnachrichtenlogik, die auf eine erste Spezialbusnachricht von dem ersten logischen Prozessor reagiert, um eine Sicherheitsoperation vorzubereiten, und ein Register, um eine Bestätigung von einem zweiten logischen Prozessor in Reaktion auf die erste Spezialbusnachricht zu speichern.
  29. Chipsatz nach Anspruch 28, bei dem der Chipsatz dazu dient, das Register mit einer logischen Prozessoraktivität zu vergleichen, um zu ermitteln, wann dem ersten logischen Prozessor zu signalisieren ist, mit einer Sicherheitsoperationsinitialisierung fortzufahren.
  30. Chipsatz nach Anspruch 29, bei dem das Signal das Setzen eines Flags umfaßt.
  31. Chipsatz nach Anspruch 28, der weiterhin eine Einrichtungszugriffslogik umfaßt, um einen Secure Virtual Machine Monitor zu sperren.
  32. Chipsatz nach Anspruch 28, der weiterhin ein Schlüsselregister umfaßt, um einen Schlüssel zu dem ersten logischen Prozessor nach der ersten Spezialbusnachricht zu senden.
  33. System, das folgendes umfaßt: einen logischen Prozessor mit einer sicheren Eingabelogik und einer ersten Busnachrichtenlogik, die auf die sichere Eingabelogik reagiert, und einen Chipsatz mit einer zweiten Busnachrichtenlogik, um eine erste Spezialbusnachricht von dem ersten Busnachrichtensystem zu empfangen, und mit einem Flag, das in Reaktion auf eine Bestätigung gesetzt wird.
  34. System nach Anspruch 33, das weiterhin einen Secure Initialization Authenticated Code umfaßt, um Sicherheitsoperationen in Reaktion auf die sichere Eingabelogik zu initiieren.
  35. System nach Anspruch 34, das weiterhin einen Schlüssel umfaßt, der von dem logischen Prozessor zum Authentifizieren des Secure Initialization Authenticated Code benutzt wird.
  36. System nach Anspruch 34, bei dem die erste Busnachrichtenlogik eine zweite Spezialbusnachricht ausgibt, und bei dem der logische Prozessor den Secure Initialization Authenticated Code in einem sicheren Speicher nach der zweiten Spezialbusnachricht verschiebt.
  37. System nach Anspruch 34, das weiterhin einen Secure Virtual Machine Monitor umfaßt.
  38. System nach Anspruch 37, bei dem der Secure Initialization Authenticated Code eine Initialisierung des Secure Virtual Machine Monitors ausführt.
  39. System nach Anspruch 38, bei dem die Initialisierung eine Authentifizierung umfaßt, und bei dem der Chipsatz eine Einrichtungszugriffslogik umfaßt, um vor einem Nicht-Prozessor-Zugriff auf den Secure Virtual Machine Monitor in Reaktion auf die Initialisierung zu schützen.
  40. System nach Anspruch 38, bei dem die erste Busnachrichtenlogik eine dritte Spezialbusnachricht in Reaktion auf die Initialisierung ausgibt.
  41. System nach Anspruch 40, bei dem die dritte Spezialbusnachricht einen Codeeinsprungpunkt für den Secure Virtual Machine Monitor umfaßt.
  42. Verfahren, das folgendes umfaßt: Übertragen einer Spezialbusnachricht, Authentifizieren eines Initialisierungscodes in einem ersten logischen Prozessor, Authentifizieren eines Secure Virtual Machine Monitor und Ausführen des Secure Virtual Machine Monitor in dem ersten logischen Prozessor.
  43. Verfahren nach Anspruch 42, das weiterhin ein Übertragen einer Bestätigung in Reaktion auf die erste Busnachricht umfaßt.
  44. Verfahren nach Anspruch 42, das weiterhin ein Anhalten einer Ausführung in dem zweiten logischen Prozessor und ein Senden einer Bestätigung umfaßt.
  45. Verfahren nach Anspruch 44, das weiterhin ein Setzen eines Flags in einem Chipsatz in Reaktion auf die Bestätigung umfaßt.
  46. Verfahren nach Anspruch 42, bei dem die Authentifizierung eines Initialisierungscodes ein Verschieben einer Kopie des Initialisierungscodes und eines öffentlichen Schlüssels in einen sicheren Speicher umfaßt.
  47. Verfahren nach Anspruch 46, bei dem die Authentifizierung eines Initialisierungscodes ein Vergleichen eines ersten Digests des Initialisierungscodes mit einem zweiten Digest des Initialisierungscodes umfaßt.
  48. Verfahren nach Anspruch 42, bei dem die Authentifizierung eines Secure Virtual Machine Monitors ein Ausführen des Initialisierungscodes umfaßt.
  49. Verfahren nach Anspruch 48, bei dem die Authentifizierung eines Secure Virtual Machine Monitors ein Registrieren des virtuellen Maschinenmonitors in einem Plattformkonfigurationsregister umfaßt.
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