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JPS62100852A - 機密保護方法 - Google Patents

機密保護方法

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Publication number
JPS62100852A
JPS62100852A JP61254524A JP25452486A JPS62100852A JP S62100852 A JPS62100852 A JP S62100852A JP 61254524 A JP61254524 A JP 61254524A JP 25452486 A JP25452486 A JP 25452486A JP S62100852 A JPS62100852 A JP S62100852A
Authority
JP
Japan
Prior art keywords
instruction
routine
calling routine
gateway
privilege level
Prior art date
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Granted
Application number
JP61254524A
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English (en)
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JPH0738160B2 (ja
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Jiee Mahon Maikeru
マイケル・ジエー・マホン
Baumu Aren
アレン・バウム
Aaru Burigu Uiriamu
ウイリアム・アール・ブリグ
Shii Miraa Terensu
テレンス・シー・ミラー
Current Assignee (The listed assignees may be inaccurate. Google has not performed a legal analysis and makes no representation or warranty as to the accuracy of the list.)
Hewlett Packard Japan Inc
Original Assignee
Yokogawa Hewlett Packard Ltd
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Filing date
Publication date
Application filed by Yokogawa Hewlett Packard Ltd filed Critical Yokogawa Hewlett Packard Ltd
Publication of JPS62100852A publication Critical patent/JPS62100852A/ja
Publication of JPH0738160B2 publication Critical patent/JPH0738160B2/ja
Anticipated expiration legal-status Critical
Expired - Lifetime legal-status Critical Current

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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
    • G06F9/46—Multiprogramming arrangements
    • G06F9/468—Specific access rights for resources, e.g. using capability register
    • 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
    • G06F9/44—Arrangements for executing specific programs
    • G06F9/455—Emulation; Interpretation; Software simulation, e.g. virtualisation or emulation of application or operating system execution engines
    • G06F9/45533—Hypervisors; Virtual machine monitors
    • G06F9/45537—Provision of facilities of other operating environments, e.g. WINE

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  • General Physics & Mathematics (AREA)
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Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 〔発明の技術分野〕 本発明は低い特権レベルのルーチンが高い特権レベルの
ルーチンを呼び出す機密保護方法に関する。
〔従来技術とその問題点〕
階層型計算機システムにおいては、低い特権を有するプ
ロセスが、より高い特権を有するシステム全体に渉るサ
ービスルーチンを呼び出すときは常に保護確認が必須で
ある。
このようなシステムに通常用意される特権レベルとして
は、オペレーティングシステムのみに与えられる最高位
特権、オペレーティングシステム及び中間のプログラム
スーパーバイザに与えられるいくつかの中位特権、そし
て非特権操作およびユーザプログラムに与えられる最低
位特権があるうユーザプログラムがオペレーティングシ
ステムそのものによってしか実行できないようなこと（
例えば仮想番地計算機メモリの物理メモリ部分のアクセ
スなど）を行うため、オペレーティングシステムを呼び
出す必要が生じると、ある形式の保護が行われニーザブ
ログラムはある順序に従ってのみ高位特権ルーチンを使
用することが可能である。
何らかの保護がなされないと、システム内のデータの機
密はなくなり、どのプログラムもシステムデータ全てに
対して無制限にアクセスできるようになる。あるいは、
ユーザプログラムがオペレーティングシステムを破壊す
ることも実際起り得る。これらのいずれも今日の商用シ
ステムで受は入れられる余地はない。たとえば、賃金台
帳がシステム内に格納されており、そのシステムに特権
保護がなされていなければ、唯でも単にユーザプログラ
ムを書くことにより自分の昇給が行えよう。
このような保護確認は頻繁に発生し、呼出ルーチンのア
クセス権と特権の正当化に多くのシステム資源を必要と
する。そのため、システム性能が著しく労化する。
従来のシステムでは、オペレーティングシステムに対す
るエントリポイントを制限するためにスーパーバイザコ
ール命令を頻繁に使用していた。
より高い特権を望むユーザプログラムはスーパーバイザ
コール命令によりシステムプロ七ツ丈に実際ハードウェ
ア割込を起し、システムは単一のオペレーティングシス
テム位置に分岐するっオペレーティングシステムはユー
ザの要求が何であったかを解明し、大きな特権ディスバ
ッチ表を介して分岐し所要の操作を行い、単一のオペレ
ーティングシステム位置に復帰し、全ての所要システム
状態を格納してユーザプログラムに戻る。
〔発明の目的〕
従って本発明の目的は、スーパーバイザコールや割込が
不安な高速特権確認をおこなう方法を提供することであ
る。
〔発明の概安〕
本発明の１実施例では新しく“ゲートウェイ”命令を設
け、スーパーバイザコールや割込を必要とせずに、計算
機システムにおける特権確認を単一サイクルオペレーシ
ョンで行う。加えて、ゲートウェイ命令ハオペレーティ
ングシステムへのエントリポイントを無数に許容する。
高い特権を有するサービスをコンピュータシステムの他
のプロシージャの呼び出し罠用いるのと同じ丈ブルーチ
ンコールの約定？用いて呼び出すことができる。そこで
、低位特権ルーチンでより高位の特権レベルを要求する
ためにコンパイルされたコードは“通常の”プロシージ
ャコールと同じになる。
呼び出されたエントリポイントの駐在する仮想メモリの
ページがゲートウェイ型の集合の１つであると、ゲート
ウェイ命令はページ自身が指定するレベルに昇位すべき
ルーチンの特権を昇位する。
そして特権レベルの変更が必要なくなるページの特権よ
り高位の￥ｆ権が与えられるまでひきつづき高位特権を
要求するのに必安な動作を実行させる。
実際の機密確認は、変換索引バンファ（Ｔ　Ｌ　Ｂ　）
が仮想アドレス変換を実行中に、呼び出されたルーチン
の仮想ページ番地に付随する７ビツトのアクセス権フィ
ールドのビットと現在走行中のプロセスの特権レベルの
状態をつぎ合わせて確認することで先ず実行される。
呼び出し側の特権レベルが限界内にあれば、ＴＬＢはタ
ーゲット仮想ページにある命令の実行を呼び出したルー
チンに許可するうつぎにゲートウェイ命令の実行が進ん
で、’ｒ　Ｌ　８エントリのアクセス権フィールドにあ
る他のピントが与える所髪の特権レベルをもつゲートウ
ェイが指定する位置に分岐する。しかしながら、呼び出
しルーチンが該ルーチンが現在有する特権レベルより高
位のあるいはより低位の特権を要するページを実行しよ
うとすると、’ｒ　Ｌ　Ｂはゲートウェイ命令を含む命
令の実行を禁止しソフトウェアトラップをかけも従って
呼び出しルーチンが不許可命令を実行することは絶対に
ない。この保護図式が他の命令の実行を不許可ページか
ら閉め出す図式に近ければ。
ゲートウェイ保護はシステムの他の命令と同じ構造にな
る。
そこで、ゲートウェイ命令はプログラムカウンタの状態
に関連した通常の分岐命令（即ｂｓＰｃ相対分岐）と同
様に作用する。加えてゲートウェイ命令はゲートウェイ
分岐のフィールドで指定される汎用レジスタに呼び出し
ルーチンの本来の特権レベルを退避する。このレジスタ
（呼び出しルーチン復帰リンク格納レジスタと称する）
の低位２ビツトは呼び出し側の２ピツト特権レベルであ
る。ゲートウェイ命令の実行によりこれらの２ビツトが
呼び出し側の実際の特権レベルに強制されるので、呼び
出しルーチンが復帰リンクを捏造して呼び出し側をより
高い特権レベルで復帰させることは不可能である。
また、呼び出しルーチンによって呼び出されたルーチン
がさらにもう１つの特権ルーチンのサービ、スを必要と
するときは、呼び出されたルーチンが自身でもう１つの
ゲートウェイな介して前記同様に呼び出しをおこなう。
最後に１通常のパイブライ／計算機のように遅延分岐を
許容する計算機システムにおいては、遅延される命令が
開始したあと所与の数マシンサイクル（遅延期間）遅延
される命令は実際に実行されず、このような場合ゲート
ウェイ命令に対して払わねばならない注意について記載
する。この場合呼び出しルーチンは生起した分岐の遅延
期間にゲートウェイ命令を実行してはならない、何故な
と　い らば、こうするこＫてゲートウェイ（及び特権昇位）が
実行され、高位特権で呼び出しルーチンに制御が返され
るからである。このような動作の結果として呼び出しル
ーチンは、オベンーティングシステムの制御を受けずに
それ自身の特権レベルを実効的に昇位することになり、
保護確認機構全体を破壊してし１５つ 〔発明ｌ実施例〕 第１図は本発明のｌ実施例を使用するパイプライン計算
機１０１７）ブロック図で第２図はシステムｌＯを保護
するだめのゲートウェイ命令の使用方法を示すフローチ
ャートである。命令ユニット２０は高位特権サービスル
ーチンにプロシージャコールを要求する低位特権ルーチ
ンを格納している。
命令ユニット２０は、ゲートウェイ命令の適当なエント
リポイントを格納する物理メモリ４０内の位置を決定す
るため、仮想アドレスバス３５を介してＴＬＢ３０をア
ドレスしこの高位特権ルーチンをシークする。典型的に
は、ゲートウェイ命令の種々のエントリポイントがプロ
グラミング用システム文書内で公開される。ＴＬＢ３０
は物理メモリ４０内の所望のエントリポイントのアドレ
スな計算する５次に計算されたアドレスに格納されたゲ
ートウェイ命令が次の命令バス５ｏを介して物理メモリ
４０から命令ユニット２０へ、実行ユニット６０へそし
てフジスタフアイル８０内・の物理ターゲットレジスタ
７０へそれぞれ転送され本その後、高位特権サービスル
ーチンから復帰するだめの復帰アドレスが命令ユニット
２ｏにより結果バス８５を介してターゲットレジスタ７
ｏに格納される。第３図に示すターゲットレジスタ７゜
は、低位２ビツト３］０に格納された本来の低位特権レ
ベルといっしょに復帰アト”レスをアドレス位置３００
に格納する。Ｔ　Ｌ　８３０は、次に実行アクセスが許
されるかどうかを決定するため、簡単に後述するように
、呼び出し命令のアクセス権を確認する。実行アクセス
がＴＬ８３０により拒否されると、実行ユニット６０内
のゲートウェイ命令の実行を停止するため、ＴＬ８３０
からトラップ制御パス９０を介して命令ユニット２０に
ソフトウェアトラップが転送される。ＴＬ８３０が実行
ｄ煕 アクセスを許可すると、遅延＃喘分岐が保留されてなけ
れば、ゲートウェイ命令はターゲットレジスタ７０の低
位２ビツトに格納された実際の特権レベルを（呼出しル
ーチンによって捏造されないように）再退避する。つぎ
に、呼び出し命令の特権をゲートウェイ命令を格納する
ページに対するＴＬＢエントリのページ型式フィールド
４１２で指定される特権レベルに昇位する。そして、呼
ばれたルーチンへ分岐するためのターゲットアドレスが
命令ユニット２０あるいは実行ユニット６０で適宜計算
される。つぎにターゲットアドレスにあるター、ゲット
命令が命令ユニット２０で使用するためシステムの次の
命令サイクルで物理メモリ４０から取り出される。そし
て所望の高位特権を持つ呼ばれたサービスルーチンの実
行が実行ユニット６０内で進む。従ってゲートウェイ命
令はエントリポイントからターゲット命令への遅延分岐
として働く。
最後の呼び出されたサービスルーチンが完了スると、実
行ユニット６０は結果バス８５を介してターゲットレジ
スタ７０に格納された復帰アドレスを読み出し、ターゲ
ットレジスタ７０に格納された本来の低位特権を持つ指
定の復帰アドレスの呼び出しルーチンに復帰する。
ＴＬ８３０による実際の機密保護は、ゲートウェイ命令
のアクセスに対すると同様な“通常の”命令に対するも
のと同じであり、それは仮想メモリのページ全体の粒状
度に応じてなされる。すなわち、１度Ｔ　Ｌ　ｔ３３０
が呼び出しルーチンの実行アクセス権を承認すると、呼
び出しルーチンは第４図に示すようにゲートウェイ命令
４３０を含む仮想メモリページ４１０上の全ての情報に
対して実行アクセスをＨこなえる。各仮想ページ４１０
はそのページに対するアクセス権とアクセス識別子を含
むページ特性４００と関連している。ページ特性４００
は、呼び出しルーチンのアクセス型式（読み出し、書き
込み、実行）、特権レベル、そしてメモリページ４１０
上に読み出し、書き込みあるいは実行することが呼び出
しルーチンに許町されているかどうかを確認する１組の
保護識別子と比較される。
アクセス権はページ特性４０００７ピントに符号化され
てＨす、最初の３ビツト４１２がページ型式を指定し、
残り４ビツト４１５は呼び出しルーチンがページ４１０
を使用するのに許町されるべき最高位および最低位特権
を指定する２つの特権レベルフィールドである。第５図
はページ特性４００の中でアクセス権がどのようにコー
ド化されるかを示す。
ここで、ＸＩ、ＥＡＳＴとＸＭＯ８Ｔは実行できる最低
位と最高位の特権レベルであり、ＲＢＡＤ及びＷＲＩ’
ｒｇ　　フィールドはページ４１０にアクセスできる最
低位特権フィールドを指定する。そこで、通常のシステ
ム機能では３つのアクセス型式（読み出し、書き込み及
び実行）が可能であり、それらは、ＸＬＥＡＳ’ｒ　と
ＸＭＯ８Ｔ限界内ニオけるロード確認のみの読み出しア
クセス、ストア確認のみの書き込みアクセス、命令取り
出し確認のみの実行アクセスである。一般に、第５図に
示すように４つの相異る型式のゲートウェイベージ（す
なわち所有／ゲートウェイ０．１．２．３）があればシ
ステム１０で必要な数の異る特権レベルを定義するのに
十分である。異る特権レベルが４つであるから、ゲート
ウェイの４つの異る状態（００。
０１．１０．ｌ］）を定義するにはビット４１２中の２
ビツトあれば十分である。そしてこれら２ビツトが対応
するページのゲートウェイ命令の実行の結果の特権レベ
ルを決定する。
前述のように、ゲートウェイ命令は生起分岐命令（ｔａ
＜ｅｎ　ｂｒａｎｃｈ　１ｎｓｔｒｕｃｔｉｏｎ　）の
パイプライン遅延期間許可されない。このようなことが
起らないように命令ユニット（第１図参照）内の第６図
に示す状態語６０００８ビツトがセットされ生起遅延分
岐が保留かどうかを指示する。Ｂビットは命令ユニット
２０によって生起分岐とれについてもセットされ、パイ
プライン遅延期間内は真であり、遅延期間後の次のパイ
プラインサイクルで命令ユニット２０によりクリアされ
る。従って、第２図に示すように、生起分岐が保留中に
ゲートウェイ命令が実行されようとすると、ゲートウェ
イ命令はトラップされ呼び出しルーチンがそれ自身の特
権レベルを昇位しないようにする。
〔発明の効果〕
以上本発明の１実施例によれば、スーパーバイザコール
を使用することなく低位特権のルーチンがより高位の特
権を有するサービスルーチンを呼び出して使用すること
ができる。かつ、それは単一サイクルオペレーションで
あるから、従来にない速度と省資源を達成できる。従っ
て実用に供して有益である。
【図面の簡単な説明】
第１図は本発明の実施例を用いた保護システムを使用す
る計算機システム全体のブロック図、第２図は第１図の
システムを保護するためのフローチャート、第３図は本
発明の１実施例で用いるゲートウェイ命令の実行中呼び
出しルーチンの本来の特権しづルを保持するターゲット
レジスタの構造図、第４図は本発明の１実施例で用いる
ゲートウェイ命令を格納するメモリページのブロック図
、第５図は本発明の１実施例で用いるアクセス権を示す
図、第６図は第１図のシステムにおけるプロセッサ状態
語の構成を示す図。 １０　：　／＜イブライン計算機、２０：命令ユニソ）
；３０：’ｒＬ８；４０：物理メモＩＪ：３５：仮想ア
ドレスバス；５０：次の命令バス；６０：％行ユニット
；７０：物理ターゲットレジスタ；８０：ターゲットレ
ジスタファイル；８５：結果バス；９０ニドラップ制御
バス；　３００　ニアドレス位置；　３１０　：本来の
特権レベル；　４００　：ベージ特性；　４１０　：仮
想メモリページ；　４１２　：ページ型式フィールド；
　４３０　ニゲ−トウエイ命令；　６００　：状態語。 出願人　嘴河・ヒユーレット・パッカード株式会社代理
人　弁理士　　長　谷　川　　次　　男０００　　　　
　同Ａｔ）　　　　　　　　　　−００１ＲＥＡＤ　　
　　　　　　　　Ｗｆ２１ＴＥ０１０　　　　　　　　
ＲＥＡＤ／ＸＬＥＡ’Ｅ）丁　　　　　　　　　ＸＭＯ
ＳＴ０１１　　　　　　　ＲＥＡＣ）／ＸＬＥ−ＡＳＴ
　　　　ｗｇｔｖｔ／ＴｈｏｓＴ１００　　　　　　Ｘ
ＬＥＡＳＴ　　　　　　　　　　　ＸＭＯＳＴ１０１　
　　　　ＸＬＥ−ＡＳＴ　　　　　　　　ＸＭＯＳＴ　
−１１０ＸＬＥＡＳＴ　　　　　　　　　ＸＭＯＳＴ１
１１　　　’　　　ＸＬＥＡＳＴ　　　　　　　　　　
ＸＭＯＳ丁Ｆ］ ゲートや伝イ 芙メ１稼） 川　マ（才俣君ｌレベ）し 動出しマ１甲−５−ニタ １Ｃ眸　ヂレタ 嘔垂ノ檜ケ　　づ−トー ダメヤミック　コード ：Ｇ　５ 第１頁の絖き ｏ発　明　者　　テレンス・シー・ミラ　　アメ１゜−
り・＝ ［力合衆国カリフォルニア州メンロー・パーク、オーを
−ト１６９

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 １、コンピュータシステムにおいて低位特権呼び出しル
    ーチンが高位特権サービスルーチンを呼び出す際におけ
    るつぎの（イ）〜（チ）の工程より成る機密保護方法。 （イ）前記呼び出しルーチンの現アクセス権を決定する
    ため命令ユニットのアクセス権フィールドを読み出す工
    程、 （ロ）前記呼び出しルーチンの指定するゲートウェイ命
    令を格納するメモリページのアクセス権を決定するため
    該メモリページのアクセス権フィールドを読み出す工程
    、 （ハ）前記呼び出しルーチンの現アクセス権と前記メモ
    リページのアクセス権を比較する工程、 （ニ）前記比較により前記呼び出しルーチンが前記メモ
    リページへエントリが許可されたとき、前記呼び出しル
    ーチンの特権レベルを前記ゲートウェイ命令が指定する
    より高位の特権レベルに昇位する工程、 （ホ）前記呼び出しルーチンの物理ターゲットレジスタ
    に前記呼び出しルーチンの本来の低位特権レベルを格納
    する工程、 （ヘ）前記サービスルーチンの制御により、前記ゲート
    ウェイ命令により指定された前記サービスルーチンの位
    置に分岐する工程、 （ト）前記サービスルーチンを実行する工程、（チ）前
    記ターゲットレジスタに格納された前記本来の低位特権
    レベルとアドレス位置で前記呼び出しルーチンに制御を
    返す工程。 ２、前記エントリが許可されないとき前記ゲートウェイ
    命令の実行をトラップする工程を含む特許請求の範囲第
    １項記載の機密保護方法。 ３、前記コンピュータシステムが遅延分岐命令を有し、
    前記比較をおこなったとき前記遅延分岐命令が保留中の
    とき前記ゲートウェイ命令の実行をトラップする工程を
    含む特許請求の範囲第１項記載の機密保護方法。
JP61254524A 1985-10-28 1986-10-24 機密保護方法 Expired - Lifetime JPH0738160B2 (ja)

Applications Claiming Priority (2)

Application Number Priority Date Filing Date Title
US06/792,702 US4809160A (en) 1985-10-28 1985-10-28 Privilege level checking instruction for implementing a secure hierarchical computer system
US792702 1985-10-28

Publications (2)

Publication Number Publication Date
JPS62100852A true JPS62100852A (ja) 1987-05-11
JPH0738160B2 JPH0738160B2 (ja) 1995-04-26

Family

ID=25157790

Family Applications (1)

Application Number Title Priority Date Filing Date
JP61254524A Expired - Lifetime JPH0738160B2 (ja) 1985-10-28 1986-10-24 機密保護方法

Country Status (5)

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US (1) US4809160A (ja)
EP (1) EP0220920B1 (ja)
JP (1) JPH0738160B2 (ja)
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DE (1) DE3680456D1 (ja)

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