Resolving Conflicts Between RTOS Timekeeping and Uninterruptable Trusted Computing

1. Probleemstelling

Het artikel behandelt een kritiek conflict tussen Trusted Execution Environments (TEE's) op energiezuinige microcontrollers (specifiek ARM TrustZone-M) en Real-Time Operating Systems (RTOS).

• Het Conflict: TEE's (Secure World) vereisen dat bepaalde beveiligingsdiensten (bijvoorbeeld cryptografische bewerkingen, remote attestation, hot-patching) atomair worden uitgevoerd om manipulatie te voorkomen. Om atomariteit te garanderen, schakelt de Secure World tijdens uitvoering alle Non-Secure onderbrekingen uit.
• Het Gevolg: De Non-Secure World (waar de RTOS zich bevindt) is afhankelijk van periodieke SysTick-onderbrekingen om zijn interne tijdsbesef te onderhouden, taakplanning te sturen en time-outs te beheren. Wanneer de Secure World onderbrekingen uitschakelt, worden SysTick-gebeurtenissen geblokkeerd.
• Het Mechanisme van Falen: De Nested Vectored Interrupt Controller (NVIC) kan slechts één wachtende onderbreking bufferen. Als een beveiligde dienst langer duurt dan één SysTick-periode ($T_{tick}$), wordt het eerste gemiste tikje gebufferd, maar worden alle daaropvolgende tikjes tijdens dat interval stilzwijgend verworpen.
• Impact: Dit resulteert in tijdsdrift waarbij de RTOS tijd onderschat. Dit is niet louter een klokfout; dit veroorzaakt:
  • Gemiste taakvrijgaves en vertraagde uitvoering.
  • Onjuiste time-out-expiraties in synchronisatieprimitieven.
  • Falen van software-timers.
  • Verslechtering van regelsystemen (bijvoorbeeld motorbesturing) door stilzwijgende timing-mismatches tussen de logica van de controller en de fysieke realiteit.

Vorig werk negeerde dit probleem grotendeels, ervan uitgaande dat snelle atomaire bewerkingen de tijdbewaking niet significant zouden beïnvloeden, of faalde in het modelleren van het cumulatieve effect van tikverlies in een multi-domein omgeving.

2. Methodologie: Secure-Driven Tijdsynchronisatie

De auteurs stellen een lichtgewicht mechanisme voor waarbij de Secure World verantwoordelijkheid neemt voor het bijhouden en compenseren van gemiste SysTick-tikjes, zodat de Non-Secure RTOS hervat met een consistente staat.

Kernontwerpprincipes

1. Geen RTOS-wijzigingen: De oplossing vereist geen wijzigingen in de onderliggende RTOS-kernel of applicatielogica.
2. Uitvoering in Secure World: De Secure World onderschept SysTick-gebeurtenissen terwijl atomaire diensten worden uitgevoerd.
3. Staatreconstructie: In plaats van alleen een teller te corrigeren, reconstrueert de Secure World de semantische effecten van de gemiste tikjes op de RTOS-kernel.

Technische Implementatie

• Onderbrekingsherleiding: Wanneer een beveiligde dienst start, herschikt de Secure World de NVIC om de Non-Secure SysTick-onderbreking te routeren naar een Secure World-handler (de "Secure NS SysTick Handler").
• Tikonderschepping:
  • De Secure handler wordt uitgevoerd bij elke SysTick-expiratie die optreedt tijdens de atomaire dienst.
  • Het verhoogt een interne teller ($n$) die het aantal gemiste tikjes voorstelt.
  • Het updatet de Non-Secure tick-tellervariabele direct met gebruik van vooraf geëxtraheerde adressen.
• Reconstructie-sweep (Na dienst): Zodra de beveiligde dienst voltooid is en onderbrekingen weer zijn ingeschakeld, voert de Secure World een enkele "sweep" uit om de cumulatieve effecten van de $n$ gemiste tikjes toe te passen op de Non-Secure kernel:
  • Vertraagde taken: Promoveert geblokkeerde taken naar de ready-lijst als hun wektijd $\le$ (huidige tik + $n$).
  • Software-timers: Post een opdracht naar de Non-Secure timer-taakwachtrij om alle verlopen timers te activeren die tijdens het gemiste interval hadden moeten worden getriggerd.
  • Round-Robin-planning: Berekent hoeveel tijdsslice-rotaties hadden moeten plaatsvinden en schuift de ready-lijst-pointer dienovereenkomstig vooruit.
  • Herscheduling: Als een taak met hogere prioriteit klaar werd, triggert dit een PendSV om onmiddellijk na terugkeer een contextswitch af te dwingen.
• Beveiliging: De handler valideert alle pointers voordat het Non-Secure geheugen wordt gedereferentieerd om te voorkomen dat een gecompromitteerde Non-Secure World pointers naar Secure geheugen zou omleiden.

3. Belangrijkste Bijdragen

1. Karakterisering van Cross-World Tijdsdrift:
   • Formalisering van een wiskundig model voor tikverlies gebaseerd op de duur van atomaire diensten ($A_i$), de SysTick-periode ($T_{tick}$) en uitvoeringsfrequentie.
   • Aangetoond dat drift lineair accumuleert en significant kan zijn, zelfs voor korte atomaire bewerkingen als deze frequent voorkomen.
2. Cross-World Tijdsverzoeningsmechanisme:
   • Voorstellen van een nieuwe architectuur waarbij de Secure World fungeert als "tijdbewaker" voor de Non-Secure World tijdens atomaire intervallen.
   • Bereikt volledige staatconsistentie (niet alleen tellercorrectie) zonder de RTOS te wijzigen.
3. Empirische Validatie & Casestudie:
   • Validatie van het model op FreeRTOS en Zephyr draaiend op ARM Cortex-M33-hardware (Raspberry Pi Pico 2 en STM32L552).
   • Uitvoering van een gesloten-lus regelsysteem-casestudie (DC-motorsnelheid en positiebesturing) om de veiligheidsimplicaties van gecorrigeerde drift aan te tonen.

4. Resultaten

• Drifteliminatie: Het voorgestelde mechanisme elimineerde tijdsdrift volledig. In experimenten bleef de Non-Secure tick-teller binnen één tik uitgelijnd met de Secure World-referentietijd, zelfs na duizenden oproepen van atomaire diensten.
• Overhead:
  • CPU-cycli: De Secure handler voegt minimale overhead toe (~120 cycli op FreeRTOS, ~172 op Zephyr).
  • Codegrootte: De implementatie voegt slechts ~118 regels code (FreeRTOS) of ~280 regels (Zephyr) toe aan de Secure World.
  • Latentie: Op platformen met een gedeelde SysTick is geen waarneembare toename van onderbrekingslatentie te constateren.
• Impact op Regelsystemen:
  • Niet gecompenseerd: In een DC-motorsnelheidscontrolexperiment zorgde gecorrigeerde drift ervoor dat de Root Mean Square Error (RMSE) toenam van 6,55 naar 8,02 rad/s. In een positiecontrolexperiment veroorzaakte een enkele gemiste vrijgave een piekpositieafwijking van 56 mrad (3,21°).
  • Gecompenseerd: Met het mechanisme ingeschakeld, kwam de prestatie van het regelsysteem exact overeen met de baseline (geen interferentie), wat bewijst dat het mechanisme real-time garanties behoudt.

5. Betekenis

Dit werk is significant omdat het een kritieke kloof overbrugt in de implementatie van TEE's op veiligheidskritieke, real-time ingebouwde systemen.

• Veiligheidsgarantie: Het toont aan dat TEE's kunnen coëxisteren met harde real-time eisen zonder de veiligheid van het systeem of de stabiliteit van de regellus te compromitteren.
• Praktijktoepasbaarheid: Omdat er geen hardwarewijzigingen nodig zijn en geen wijzigingen in bestaande RTOS-kernels, is de oplossing direct inzetbaar op huidige TrustZone-M-apparaten.
• Paradigmaverschuiving: Het daagt de aanname uit dat beveiligde atomaire uitvoering "transparant" is voor de rest van het systeem, en benadrukt dat tijdbewaking een gedeelde resource is die expliciete synchronisatie tussen beveiligingsdomeinen vereist.

Concluderend biedt het artikel een robuuste, low-overhead oplossing voor een eerder onbehandelde kwetsbaarheid in TrustZone-M-architecturen, zodat beveiligingsdiensten niet per ongeluk de temporele correctheid van real-time toepassingen verslechteren.