Resolving Conflicts Between RTOS Timekeeping and Uninterruptable Trusted Computing

1. Enunciato del Problema

Il documento affronta un conflitto critico tra gli Ambienti di Esecuzione Attendibili (TEE) su microcontrollori a basso consumo (in particolare ARM TrustZone-M) e i Sistemi Operativi in Tempo Reale (RTOS).

• Il Conflitto: I TEE (Mondo Sicuro) richiedono che determinati servizi di sicurezza (ad esempio, operazioni crittografiche, attestazione remota, hot-patching) vengano eseguiti in modo atomico per prevenire manomissioni. Per garantire l'atomicità, il Mondo Sicuro disabilita tutte le interruzioni Non Sicure durante l'esecuzione.
• La Conseguenza: Il Mondo Non Sicuro (dove risiede l'RTOS) si basa su periodiche interruzioni SysTick per mantenere la propria nozione interna del tempo, gestire la pianificazione dei task e controllare i timeout. Quando il Mondo Sicuro disabilita le interruzioni, gli eventi SysTick vengono bloccati.
• Il Meccanismo del Fallimento: Il Controllore di Interruzioni Vettoriali Annidato (NVIC) può memorizzare in buffer solo una interruzione in sospeso. Se un servizio sicuro dura più di un periodo SysTick ($T_{tick}$), il primo tick perso viene messo in buffer, ma tutti i tick successivi durante tale intervallo vengono scartati silenziosamente.
• Impatto: Ciò comporta una deriva temporale in cui l'RTOS sottostima il tempo. Questo non è un semplice errore di clock; causa:
  • Rilasci di task mancati ed esecuzione ritardata.
  • Scadenze di timeout errate nelle primitive di sincronizzazione.
  • Fallimento dei timer software.
  • Degrado dei sistemi di controllo (ad esempio, controllo dei motori) a causa di discrepanze temporali silenziose tra la logica del controllore e la realtà fisica.

I lavori precedenti hanno in gran parte trascurato questo problema, assumendo che le operazioni atomiche rapide non avrebbero impattato significativamente la gestione del tempo, o non riuscendo a modellare l'effetto cumulativo della perdita di tick in un ambiente multi-dominio.

2. Metodologia: Sincronizzazione Temporale Guidata dal Sicuro

Gli autori propongono un meccanismo leggero in cui il Mondo Sicuro si assume la responsabilità di tracciare e compensare i tick SysTick persi, garantendo che l'RTOS Non Sicuro riprenda con uno stato coerente.

Principi Fondamentali di Progettazione

1. Nessuna Modifica all'RTOS: La soluzione non richiede modifiche al kernel RTOS sottostante o alla logica dell'applicazione.
2. Esecuzione nel Mondo Sicuro: Il Mondo Sicuro intercetta gli eventi SysTick mentre i servizi atomici sono in esecuzione.
3. Ricostruzione dello Stato: Invece di correggere semplicemente un contatore, il Mondo Sicuro ricostruisce gli effetti semantici dei tick persi sul kernel RTOS.

Implementazione Tecnica

• Reindirizzamento delle Interruzioni: Quando un servizio sicuro inizia, il Mondo Sicuro riconfigura l'NVIC per instradare l'interruzione SysTick Non Sicura a un gestore del Mondo Sicuro (il "Gestore SysTick NS Sicuro").
• Intercettazione dei Tick:
  • Il gestore Sicuro viene eseguito ad ogni scadenza SysTick che si verifica durante il servizio atomico.
  • Incrementa un contatore interno ($n$) che rappresenta il numero di tick persi.
  • Aggiorna direttamente la variabile del contatore di tick Non Sicura utilizzando indirizzi pre-estratti.
• Scansione di Ricostruzione (Post-Servizio): Una volta completato il servizio sicuro e riabilitate le interruzioni, il Mondo Sicuro esegue una singola "scansione" per applicare gli effetti cumulativi dei $n$ tick persi al kernel Non Sicuro:
  • Task Ritardati: Promuove i task bloccati alla lista di pronti se il loro tempo di risveglio $\le$ (tick corrente + $n$).
  • Timer Software: Invia un comando alla coda dei task timer Non Sicuri per attivare tutti i timer scaduti che si sarebbero attivati durante l'intervallo perso.
  • Pianificazione Round-Robin: Calcola quante rotazioni di slice temporale avrebbero dovuto verificarsi e avanza il puntatore alla lista di pronti di conseguenza.
  • Ripianificazione: Se un task a priorità più alta diventa pronto, attiva un PendSV per forzare un cambio di contesto immediato al ritorno.
• Sicurezza: Il gestore convalida tutti i puntatori prima di dereferenziare la memoria Non Sicura per impedire che un Mondo Non Sicuro compromesso reindirizzi puntatori nella memoria Sicura.

3. Contributi Chiave

1. Caratterizzazione della Deriva Temporale Cross-Dominio:
   • Formalizzazione di un modello matematico per la perdita di tick basato sulla durata del servizio atomico ($A_i$), sul periodo SysTick ($T_{tick}$) e sulla frequenza di esecuzione.
   • Dimostrazione che la deriva si accumula linearmente e può essere significativa anche per operazioni atomiche brevi se si verificano frequentemente.
2. Meccanismo di Riconciliazione Temporale Cross-Dominio:
   • Proposta di una nuova architettura in cui il Mondo Sicuro agisce come "orologio" per il Mondo Non Sicuro durante gli intervalli atomici.
   • Raggiungimento della piena coerenza dello stato (non solo correzione del contatore) senza modificare l'RTOS.
3. Validazione Empirica e Caso di Studio:
   • Validazione del modello su FreeRTOS e Zephyr in esecuzione su hardware ARM Cortex-M33 (Raspberry Pi Pico 2 e STM32L552).
   • Esecuzione di un caso di studio su un sistema di controllo in anello chiuso (controllo di velocità e posizione di un motore CC) per dimostrare le implicazioni sulla sicurezza della deriva non corretta.

4. Risultati

• Eliminazione della Deriva: Il meccanismo proposto ha eliminato completamente la deriva temporale. Negli esperimenti, il contatore di tick Non Sicuro è rimasto allineato con il tempo di riferimento del Mondo Sicuro entro un singolo tick, anche dopo migliaia di invocazioni di servizi atomici.
• Overhead:
  • Cicli CPU: Il gestore Sicuro aggiunge un overhead minimo (~120 cicli su FreeRTOS, ~172 su Zephyr).
  • Dimensione del Codice: L'implementazione aggiunge solo ~118 righe di codice (FreeRTOS) o ~280 righe (Zephyr) al Mondo Sicuro.
  • Latenza: Su piattaforme con SysTick condiviso, non vi è alcun aumento osservabile della latenza di interruzione.
• Impatto sul Sistema di Controllo:
  • Non Compensato: In un esperimento di controllo della velocità di un motore CC, la deriva non corretta ha causato un aumento dell'Errore Quadratico Medio (RMSE) da 6,55 a 8,02 rad/s. In un esperimento di controllo di posizione, un singolo rilascio mancato ha causato una deviazione di posizione massima di 56 mrad (3,21°).
  • Compensato: Con il meccanismo abilitato, le prestazioni del sistema di controllo hanno corrisposto esattamente alla linea di base (nessuna interferenza), dimostrando che il meccanismo preserva le garanzie di tempo reale.

5. Significato

Questo lavoro è significativo perché colma una lacuna critica nella distribuzione dei TEE su sistemi embedded in tempo reale e critici per la sicurezza.

• Assicurazione della Sicurezza: Dimostra che i TEE possono coesistere con requisiti di tempo reale rigidi senza compromettere la sicurezza del sistema o la stabilità del ciclo di controllo.
• Praticità: Non richiedendo modifiche hardware né cambiamenti ai kernel RTOS esistenti, la soluzione è immediatamente distribuibile sui dispositivi TrustZone-M attuali.
• Cambiamento di Paradigma: Mette in discussione l'assunzione che l'esecuzione atomica sicura sia "trasparente" per il resto del sistema, evidenziando che la gestione del tempo è una risorsa condivisa che richiede una sincronizzazione esplicita tra i domini di sicurezza.

In conclusione, il documento fornisce una soluzione robusta e a basso overhead a una vulnerabilità precedentemente non affrontata nelle architetture TrustZone-M, garantendo che i servizi di sicurezza non degradino involontariamente la correttezza temporale delle applicazioni in tempo reale.