JP7306964B2 - 仮想化システムおよび動作管理方法 - Google Patents
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Description
以下、第一の実施形態に係る仮想化システムについて、図面を参照して詳細に説明する。なお、明細書及び図面において、同一の構成要件または対応する構成要件には、同一の符号を付し、重複する説明は省略する。また、図面では、説明の便宜上、構成を省略または簡略化している場合もある。また、実施の形態と各変形例との少なくとも一部は、互いに任意に組み合わされてもよい。
図1は、第一の実施形態に係る仮想化システムの全体構成を示すブロックである。仮想化システムは複数のゲストOSを仮想環境上で動作させる。仮想化システムは、セキュアCPU(中央処理装置)で稼働するハイパーバイザ(1c)、非セキュアCPUで稼働するゲストOS1(1a)とゲストOS2(1d)、ゲストOS1(1a)のOSIDを格納したレジスタ(1b)、ゲストOS2(1d)のOSIDを格納したレジスタ(1e)、OSIDマネージャ(1f)、IP0(Intellectual Property)(1i)、IP1(1j)、IP0(1i)が使用するレジスタ(1k)、IP1(1j)が使用するレジスタ(1l)、IP0が管理するリソース(メモリ等)(不図示)で構成されている。ハイパーバイザ(1c)はゲストOS1およびゲストOS2の仮想環境上の動作を制御し、ゲストOS1およびゲストOS2に対する仮想化システムのリソースの割り当てを示す割当情報であるOSIDを管理する。IP0(1i)およびIP1(1j)は割当情報に基づいてリソースへのアクセスを管理する。
具体的に図2を用いて、本実施の形態におけるOSIDの更新フローについて説明する。非セキュアCPU0で稼働するゲストOS1(1a)からハイパーバイザ(1c)に対してリソースを管理するIP0(1i)へのアクセス申請を行う(S201)。ハイパーバイザ(1c)は各IPにアクセスするゲストOSのOSIDを生成し、生成したOSIDを初期値として設定する(S202)。一例として、ハイパーバイザ(1c)はゲストOS1(1a)に対してOSID=Aを割り当てる。OSIDマネージャ(1f)はハイパーバイザ(1c)が設定したOSID初期値(OSID=A)をIP0(1i)に設定すると共に、OSID生成部(1h)が新たなOSID(OSID=A’)を生成する(S203)。OSIDマネージャ(1f)はIP0(1i)に設定したOSIDをCPU0に設定し、CPU0が稼働可能な状態にする(S204)。
OSIDをシステム動作中であっても頻繁に変更することが可能となり、悪意あるゲストOSがOSIDを偽造して許可されていないリソースにアクセス可能となったとしても、OSIDは定期的に更新されるため、アクセスに成功したOSIDはすぐに無効になってしまう。つまり,仮想化システムでのゲストOSの稼働にあたり、重要な要素の一つである高い堅牢性を実現することが可能となる。また、OSIDを頻繁に更新した場合であってもソフトウェアで実現されるハイパーバイザはOSIDの初期設定に関与するだけであり、OSIDの更新管理はOSIDマネージャが実施するため、システムの性能劣化が発生しない。
図3は、第二の実施形態に係る仮想化システムの全体構成を示すブロックである。セキュアCPUで稼働するハイパーバイザ(3c)、非セキュアCPUで稼働するゲストOS1(3a)、ゲストOS2(3d)、OSIDマネージャ(3f)、更新制御部(3g)、ゲストOS1(3a)及びゲストOS2(3d)の内部にそれぞれ設けられたOSID生成部(3b)、OSID生成部(3e)、IP0(Intellectual Property)(3h)、IP1(3i)、IP0(3h)及びIP1(3i)の内部にそれぞれ設けられたOSID生成部(3j)、OSID生成部(3k)が管理するリソース(メモリ等)(不図示)で構成されている。第一の実施形態とは、OSID生成部が配置される場所が異なる構成となっている。
具体的に図4を用いて、本実施の形態におけるOSIDの更新フローについて説明する。非セキュアCPU0で稼働するゲストOS1(3a)は、新たにリソースが必要になった場合やOSIDの数を使い切った場合に、セキュアCPUで稼働するハイパーバイザ(3c)に対して、シード更新を申請する(S401)。シードはOSID生成に使用される変数である。ハイパーバイザ(3c)は、OSIDマネージャ(3f)に対して、OSID生成パラメータ(シード、算出関数、生成個数等)をゲストOS1(3a)が稼働するCPU0に対して送信するように指示する(S402)。OSIDマネージャ(3f)は、OSID生成パラメータをCPU0及びIP0(3h)に対して送信する(S403)。ゲストOS1(3a)とIP0(3h)は、内部に配置されたOSID生成部(3b)とOSID生成部(3j)によりOSID生成パラメータと前のOSIDから新たにOSIDを生成する(S404)。言い換えると、ゲストOS1(3a)及びIP0(3h)は、OSIDマネージャ(3f)からの指示に基づいて、パラメータ(例えばOSID生成パラメータのシード)と直前に使用していたOSIDに基づいて、新たに使用するOSIDを所定の関数(例えばOSID生成パラメータの算出関数)により算出する。OSIDマネージャ(3f)はCPU0が稼働可能な状態にする(S405)。
第二の実施の形態では、ゲストOS及びIP(リソース)共に、保持するOSIDはその都度OSID生成部により生成されるため、OSID自体を保持する必要がなくなり、OSIDを完全に隠蔽可能になる。また、ゲストOS及びIP(リソース)が保持するデータはあくまでOSID生成用のパラメータであるため、仮にパラメータを盗まれた場合であっても、OSIDの生成アルゴリズムが解明されない限り、OSIDを生成することが不可能であり、高い堅牢性を実現できる。
図5は、第三の実施形態に係る仮想化システムの全体構成を示すブロックである。セキュアCPUで稼働するハイパーバイザ(5c)、非セキュアCPUで稼働するゲストOS1(5a)、ゲストOS2(5d)、ゲストOS1(5a)及びゲストOS2(5d)の内部に設けられたOSID生成部(5b)、OSID生成部(5e)、OSIDマネージャ(5f)、IP0(Intellectual Property)(5g)、IP1(5i)、IP0(5g)及びIP1(5i)の内部にそれぞれ設けられたOSID生成部(5h)、OSID生成部(5j)、IP0(5g)が管理するリソース(メモリ等)(不図示)で構成されている。第一の実施形態とは、OSID生成部が配置される場所が異なる構成となっている。また、第二の実施形態とは、更新制御部がない点が異なっている。
具体的に図6を用いて、本実施に形態におけるOSIDの更新フローについて説明する。非セキュアCPU0で稼働するゲストOS1(5a)は、新たにリソースが必要になった場合やOSIDの数を使い切った場合に、セキュアなCPUで稼働するハイパーバイザ(5c)に対して、シード更新を申請する(S601)。シードはOSID生成に使用される変数である。ハイパーバイザ(5c)は、OSIDマネージャ(5f)に対して、OSID生成パラメータ(シード、算出関数、生成個数等)をゲストOS1(5a)が稼働するCPU0に対して送信するように指示する(S602)。OSIDマネージャ(5f)は、OSID生成パラメータをCPU0及びIP0(5g)に対して送信する(S603)。ゲストOS1(5a)とIP0(5g)は、内部に配置されたOSID生成部(5f)とOSID生成部(5h)によりOSIDパラメータと前のOSIDから新たにOSIDを生成する(S604)。言い換えると、ゲストOS1(5a)及びIP0(5g)は、パラメータ(例えばOSID生成パラメータのシード)と直前に使用していたOSIDに基づいて、新たに使用するOSIDを所定の関数(例えばOSID生成パラメータの算出関数)により算出する。OSID生成パラメータをCPU0が稼働可能な状態にする(S605)。
第三の実施の形態では、ゲストOSからIP(リソース)へのアクセスは順序保証されたアクセスになり、このアクセスを元に更新タイミングを決めることによってOSIDマネージャからの更新指示がなくても矛盾したOSIDになることなくアクセス可能となる。また、OSIDマネージャは各ゲストOS、IP(リソース)に対して更新制御を行う必要がないため、制御対象が増えた場合であっても複雑な制御をすることなくOSIDの頻繁な定期更新が可能となる。
例えば、OSID生成部の機能を簡素化する方法もある。第二及び第三の実施形態においては、ゲストOS及びIP内部のOSID生成部がOSIDを生成していたが、OSID生成部を設ける代わりに、OSID格納テーブルを保持することも可能である。OSID格納テーブルにOSIDマネージャがOSIDを格納し、あらかじめ定められた更新のタイミングでテーブル内のOSIDを順次更新していく。例えば、ゲストOS1(3a,5a)及びIP0(3h,5g)は、OSIDマネージャ(3f,5f)からの指示に基づいて、パラメータと直前に使用していたOSIDに基づいて、割当情報テーブルとしてのOSID格納テーブルより生成する。OSIDがテーブルの最後に到達した場合は、次の更新タイミングで最初に戻るようにする。この方法では、OSID生成部を有する場合よりも、より簡素な構成で堅牢性の高い仮想化システムの構築が可能になる。
各実施形態におけるOSID生成部が個別にOSIDを生成する場合、生成したOSIDが重複してしまう可能性がある。この問題を解決するために、図7に示すように、OSIDをOS識別部(7a)とOSID部(7b)により構成するようにする。OS識別部(7a)はゲストOS毎にあらかじめ決められた番号を格納する。図7の構成例では最大4個までのOSをサポートすることが可能となっている。OSIDは16ビットの場合、OS識別部(7a)は、ビット0がゲストOS0、ビット1がゲストOS1といったように、OS識別部(7a)のビット位置と各OSに割り振られたOSのOSIDが対応している。OS識別部(7a)のビット0=1とすることで、ゲストOS0用のOSIDとして識別される。また、複数のOSからアクセスを許可する場合は、同様に対応したビット位置が“1”となる。例えば、OS0とOS3のみ許可される場合は、OS識別部(7a)は“1001”となる。
1d、3d、5d、8d ゲストOS2(GUEST OS2)
1b、1e、8b、8e レジスタ
1c、3c、5c ハイパーバイザ(HYPERVISOR)
1f、3f、5f OSIDマネージャ(OSID MANAGER)
3b、3e、3j、3k OSID生成部(OSID GENERATER)
5b、5e、5h、5j OSID生成部(OSID GENERATER)
1g、3g 更新制御部(UPDATE CONTROLLER)
1i、3h、5g、8i IP0
1j、3i、5i、8j IP1
1k、1l レジスタ
8f ゲートウェイ(GATEWAY)
8g、8h レジスタ
Claims (11)
- 複数のゲストOSを仮想環境上で動作させる仮想化システムであって、
前記複数のゲストOSの仮想環境上の動作を制御し、前記ゲストOSに対する前記仮想化システムのハードウェア・リソースの割り当てを示す割当情報を管理するハイパーバイザと、
前記割当情報に基づいて前記ハードウェア・リソースへのアクセスを管理するIPと、前記割当情報を更新し、前記ゲストOS及び前記IPに更新した前記割当情報を送信する制御部と、
を動作させるコンピュータを備え、
前記ゲストOSは自身に割り当てられた前記割当情報に基づいて前記IPに前記ハードウェア・リソースへのアクセスを要求し、
前記IPは自身に割り当てられた前記割当情報に基づいて、前記ゲストOSからのアクセスの要求を許可するかどうかを判断することを特徴とする仮想化システム。 - 前記制御部は所定のタイミングで前記割当情報を更新し、前記ゲストOS及び前記IPへ送信し、更新した割当情報への切り替えを指示することを特徴とする、請求項1記載の仮想化システム。
- 複数のゲストOSを仮想環境上で動作させる仮想化システムであって、
前記複数のゲストOSの仮想環境上の動作を制御し、前記ゲストOSに対する前記仮想化システムのハードウェア・リソースの割り当てを示す割当情報を生成するためのパラメータを管理するハイパーバイザと、
前記割当情報に基づいて前記ハードウェア・リソースへのアクセスを管理するIPと、
前記割当情報の更新指示を前記ゲストOS及び前記IPに送信する制御部と、
を動作させるコンピュータを備え、
前記ハイパーバイザは前記パラメータを前記ゲストOS及び前記IPに送信し、
前記ゲストOSは前記パラメータにより前記割当情報を生成し、生成した割当情報に基づいて前記IPに前記ハードウェア・リソースへのアクセスを要求し、
前記IPは前記パラメータにより前記割当情報を生成し、生成した割当情報に基づいて、前記ゲストOSからのアクセスの要求を許可するかどうかを判断することを特徴とする仮想化システム。 - 前記制御部は所定のタイミングで前記割当情報の更新指示を前記ゲストOS及び前記IPへ送信することを特徴とする、請求項3記載の仮想化システム。
- 前記ゲストOS及び前記IPは、前記制御部からの指示に基づいて、前記パラメータと直前に使用していた前記割当情報に基づいて、新たに使用する割当情報を所定の関数により算出することを特徴とする、請求項4記載の仮想化システム。
- 前記ゲストOS及び前記IPは、前記制御部からの指示に基づいて、前記パラメータと直前に使用していた前記割当情報に基づいて、割当情報テーブルより生成することを特徴とする、請求項4記載の仮想化システム。
- 複数のゲストOSを仮想環境上で動作させる仮想化システムであって、
前記複数のゲストOSの仮想環境上の動作を制御し、前記ゲストOSに対する前記仮想化システムのハードウェア・リソースの割り当てを示す割当情報を生成するためのパラメータを管理するハイパーバイザと、
前記割当情報に基づいて前記ハードウェア・リソースへのアクセスを管理するIPと、
を動作させるコンピュータを備え、
前記ハイパーバイザは前記パラメータを前記ゲストOS及び前記IPに送信し、
前記ゲストOSは所定のタイミングで前記パラメータにより前記割当情報を生成し、生成した割当情報に基づいて前記IPに前記ハードウェア・リソースへのアクセスを要求し、
前記IPは所定のタイミングで前記パラメータにより前記割当情報を生成し、生成した割当情報に基づいて、前記ゲストOSからのアクセスの要求を許可するかどうかを判断することを特徴とする仮想化システム。 - 前記ゲストOS及び前記IPは、制御部からの指示に基づいて、前記パラメータと直前に使用していた前記割当情報に基づいて、新たに使用する割当情報を所定の関数により算出することを特徴とする、請求項7記載の仮想化システム。
- 前記ゲストOS及び前記IPは、制御部からの指示に基づいて、前記パラメータと直前に使用していた前記割当情報に基づいて、割当情報テーブルより生成することを特徴とする、請求項7記載の仮想化システム。
- 前記所定のタイミングは、前記ゲストOSが前記IPへのハードウェア・リソースの要求回数が所定の回数となったタイミングであることを特徴とする請求項7記載の仮想化システム。
- 複数のゲストOSを仮想環境上で動作させる仮想化システムにおける動作管理方法であって、
ハイパーバイザが前記複数のゲストOSの仮想環境上の動作を制御し、前記ゲストOSに対する前記仮想化システムのハードウェア・リソースの割り当てを示す割当情報を管理するステップと、
IPが前記割当情報に基づいて前記ハードウェア・リソースへのアクセスを管理するステップと、
制御部が前記割当情報を更新し、前記ゲストOS及び前記IPに更新した前記割当情報を送信するステップと、
前記ゲストOSが自身に割り当てられた前記割当情報に基づいて前記IPに前記ハードウェア・リソースへのアクセスを要求するステップと、
前記IPが自身に割り当てられた前記割当情報に基づいて、前記ゲストOSからのアクセスの要求を許可するかどうかを判断するステップと、
をコンピュータが実行することを特徴とする動作管理方法。
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