Secure storage object open과 backing file | OP-TEE OS

QUESTION

Secure storage object open과 backing file 단계에서 실제로 바뀌는 상태는 무엇인가?

일반 실행 환경(REE)의 파일시스템을 사용하더라도 기밀성과 무결성을 지키는 핵심 처리는 보안 영역에서 수행해야 한다. 객체 ID, TA UUID, 이전 데이터로 되돌리는 공격 방지, 저장장치 처리용 RPC를 구분해 살펴본다.

열린 object handle은 요청 TA context에 귀속되고 검증되지 않은 header/data가 TA에 반환되기 전에 integrity와 bounds 검사를 통과해야 한다. 이 문장을 기준으로 코드를 위에서 아래로 읽으면, 함수 이름을 외우는 대신 어느 시점에 어떤 상태를 신뢰할 수 있는지 판단할 수 있다.

STRUCTURE

객체와 주소가 놓이는 구조

그림 1. Secure storage object open과 backing file에서 입력, 내부 상태, 출력의 경계

입력과 전제내부 상태외부로 공개되는 결과

01tee_obj

02tee_file_handle

03storage ops

04TA object namespace

CONTRACT

이 흐름의 전제와 실패 조건

tee_obj / tee_file_handle / storage backend를 중심에 놓고 왼쪽의 입력이 어떤 검사를 거쳐 오른쪽 결과로 공개되는지 표시했다. 실제 디버깅에서는 각 블록의 주소와 크기를 로그에 대입한다.

CALL PATH

실행 흐름

그림 2. 정상 경로의 주요 호출과 상태 전달

TA syscall

copy object ID

select storage backend

open metadata/data

object handle

화살표는 단순 호출 순서만 뜻하지 않는다. 각 단계가 성공을 반환할 때 다음 단계가 읽을 수 있는 상태가 무엇인지 함께 확인한다. 오류 반환이 발생하면 바로 다음 화살표로 진행하지 않고 해당 단계의 정리 경로를 따라간다.

STATE LEDGER

단계별 입력과 출력

각 단계의 입력과 처리 후 바뀌는 상태를 정리한 표다. 사용 중인 소스 버전에서 다른 필드를 변경한다면 그에 맞춰 표도 수정한다.

#	단계	진입 시 신뢰할 상태	성공 뒤 남아야 할 상태	다음 소비자
01	`TA syscall`	TA syscall and secure storage context	tee_obj	copy object ID
02	`copy object ID`	TA syscall 완료 상태	tee_file_handle	select storage backend
03	`select storage backend`	copy object ID 완료 상태	storage ops	open metadata/data
04	`open metadata/data`	select storage backend 완료 상태	TA object namespace	object handle
05	`object handle`	open metadata/data 완료 상태	TA object namespace	이 단계의 처리 결과를 사용하는 코드

분석 범위의 전제와 비교해, 다음 단계에 잘못된 입력을 넘긴 부분부터 조사한다.

VISUAL WALKTHROUGH

주소와 객체의 이동을 그림으로 읽기

아래 그림은 주소, 객체를 사용하는 기간, 제어권을 넘기는 시점을 중심으로 정리했다. 실제 주소와 크기는 사용 중인 보드의 bdinfo, 맵 파일과 링커 심벌로 확인한다.

그림 3. Secure storage object open과 backing file의 실행 순서

각 칸은 제어권이 다음 단계로 넘어가기 전에 확정되어야 하는 상태를 나타낸다.

01TA syscall

02copy object ID

03select storage backend

04open metadata/data

05object handle

그림 4. TA object에서 REE/RPMB backend까지

왼쪽에서 만든 상태를 오른쪽 단계가 처음 사용하는 관계를 표시한다.

01TA UUID + object IDnamespace/key derivationtee_obj

02object headerintegrity/decryptdata stream

03storage opsRPC 또는 RPMBbackend file

04object handleTA handle DBsyscall read/write

UPSTREAM SOURCE

원본 코드

아래 코드는 OP-TEE OS 4.10.0의 core/tee/tee_svc_storage.c에서 138-226줄을 그대로 가져온 것이다. 설명을 위해 실제 코드를 가짜 의사 코드로 바꾸지 않았다.

commit753afbbee1682f5d16fd30e87b31058a4fd4f4b8anchor · L162TEE_Result syscall_storage_obj_open(unsigned long storage_id

138		if (res != TEE_SUCCESS)
139			goto exit;
140		if (bytes != head.attr_size) {
141			res = TEE_ERROR_CORRUPT_OBJECT;
142			goto exit;
143		}
144	}
145
146	res = tee_obj_attr_from_binary(o, attr, head.attr_size);
147	if (res != TEE_SUCCESS)
148		goto exit;
149
150	o->info.dataSize = size - sizeof(head) - head.attr_size;
151	o->info.objectSize = head.objectSize;
152	o->pobj->obj_info_usage = head.objectUsage;
153	o->info.objectType = head.objectType;
154	o->have_attrs = head.have_attrs;
155
156exit:
157	free(attr);
158
159	return res;
160}
161
162TEE_Result syscall_storage_obj_open(unsigned long storage_id, void *object_id,
163				    size_t object_id_len, unsigned long flags,
164				    uint32_t *obj)
165{
166	const unsigned long valid_flags = TEE_DATA_FLAG_ACCESS_READ |
167					  TEE_DATA_FLAG_ACCESS_WRITE |
168					  TEE_DATA_FLAG_ACCESS_WRITE_META |
169					  TEE_DATA_FLAG_SHARE_READ |
170					  TEE_DATA_FLAG_SHARE_WRITE;
171	const struct tee_file_operations *fops =
172			tee_svc_storage_file_ops(storage_id);
173	struct ts_session *sess = ts_get_current_session();
174	struct user_ta_ctx *utc = to_user_ta_ctx(sess->ctx);
175	TEE_Result res = TEE_SUCCESS;
176	struct tee_pobj *po = NULL;
177	struct tee_obj *o = NULL;
178	void *oid_bbuf = NULL;
179
180	if (flags & ~valid_flags)
181		return TEE_ERROR_BAD_PARAMETERS;
182
183	if (!fops) {
184		res = TEE_ERROR_ITEM_NOT_FOUND;
185		goto exit;
186	}
187
188	if (object_id_len > TEE_OBJECT_ID_MAX_LEN) {
189		res = TEE_ERROR_BAD_PARAMETERS;
190		goto exit;
191	}
192
193	res = bb_memdup_user_private(object_id, object_id_len, &oid_bbuf);
194	if (res)
195		goto exit;
196
197	res = tee_pobj_get((void *)&sess->ctx->uuid, oid_bbuf,
198			   object_id_len, flags, TEE_POBJ_USAGE_OPEN, fops,
199			   &po);
200	bb_free(oid_bbuf, object_id_len);
201	if (res != TEE_SUCCESS)
202		goto err;
203
204	o = tee_obj_alloc();
205	if (o == NULL) {
206		tee_pobj_release(po);
207		res = TEE_ERROR_OUT_OF_MEMORY;
208		goto err;
209	}
210
211	o->info.handleFlags = TEE_HANDLE_FLAG_PERSISTENT |
212			      TEE_HANDLE_FLAG_INITIALIZED | flags;
213	o->pobj = po;
214	tee_obj_add(utc, o);
215
216	tee_pobj_lock_usage(o->pobj);
217	res = tee_svc_storage_read_head(o);
218	tee_pobj_unlock_usage(o->pobj);
219	if (res != TEE_SUCCESS) {
220		if (res == TEE_ERROR_CORRUPT_OBJECT) {
221			EMSG("Object corrupt");
222			goto err;
223		}
224		goto oclose;
225	}
226

READING CONTRACT

발췌 범위와 읽기 기준

원문 138-226줄에는 앞뒤 문맥이 포함됩니다. 기준 구문 TEE_Result syscall_storage_obj_open(unsigned long storage_id은 L162에 있습니다. 발췌 첫 줄을 함수 정의의 시작으로 해석하지 않습니다.

RELATED SOURCE

함께 읽어야 하는 원본 코드

첫 코드 조각만으로 동작이 완성되지 않는 경우 호출 매크로, 객체 정의와 실제 실행 목록을 같은 페이지에 묶었다. 각 조각은 같은 기준 commit에서 가져왔다.

01. 새 secure object와 backing file을 생성

core/tee/tee_svc_storage.c 297-413줄이다.

filecore/tee/tee_svc_storage.canchor · L309TEE_Result syscall_storage_obj_create

297	res = fops->create(o->pobj, overwrite, &head, sizeof(head), attr,
298			   attr_size, NULL, data, len, &o->fh);
299
300	if (res)
301		o->ds_pos = 0;
302	else
303		o->info.dataSize = len;
304exit:
305	free(attr);
306	return res;
307}
308
309TEE_Result syscall_storage_obj_create(unsigned long storage_id, void *object_id,
310			size_t object_id_len, unsigned long flags,
311			unsigned long attr, void *data, size_t len,
312			uint32_t *obj)
313{
314	const unsigned long valid_flags = TEE_DATA_FLAG_ACCESS_READ |
315					  TEE_DATA_FLAG_ACCESS_WRITE |
316					  TEE_DATA_FLAG_ACCESS_WRITE_META |
317					  TEE_DATA_FLAG_SHARE_READ |
318					  TEE_DATA_FLAG_SHARE_WRITE |
319					  TEE_DATA_FLAG_OVERWRITE;
320	const struct tee_file_operations *fops =
321			tee_svc_storage_file_ops(storage_id);
322	struct ts_session *sess = ts_get_current_session();
323	struct user_ta_ctx *utc = to_user_ta_ctx(sess->ctx);
324	struct tee_obj *attr_o = NULL;
325	TEE_Result res = TEE_SUCCESS;
326	struct tee_pobj *po = NULL;
327	struct tee_obj *o = NULL;
328	void *oid_bbuf = NULL;
329
330	if (flags & ~valid_flags)
331		return TEE_ERROR_BAD_PARAMETERS;
332
333	if (!fops)
334		return TEE_ERROR_ITEM_NOT_FOUND;
335
336	if (object_id_len > TEE_OBJECT_ID_MAX_LEN)
337		return TEE_ERROR_BAD_PARAMETERS;
338
339	object_id = memtag_strip_tag(object_id);
340	data = memtag_strip_tag(data);
341
342	/* Check presence of optional buffer */
343	if (len && !data)
344		return TEE_ERROR_BAD_PARAMETERS;
345
346	res = bb_memdup_user_private(object_id, object_id_len, &oid_bbuf);
347	if (res)
348		return res;
349
350	res = tee_pobj_get((void *)&sess->ctx->uuid, oid_bbuf,
351			   object_id_len, flags, TEE_POBJ_USAGE_CREATE,
352			   fops, &po);
353	bb_free(oid_bbuf, object_id_len);
354	if (res != TEE_SUCCESS)
355		goto err;
356
357	if (attr != TEE_HANDLE_NULL) {
358		res = tee_obj_get(utc, uref_to_vaddr(attr), &attr_o);
359		if (res != TEE_SUCCESS)
360			goto err;
361		/* The supplied handle must be one of an initialized object */
362		if (!(attr_o->info.handleFlags & TEE_HANDLE_FLAG_INITIALIZED)) {
363			res = TEE_ERROR_BAD_PARAMETERS;
364			goto err;
365		}
366	}
367
368	if (!obj && attr_o &&
369	    !(attr_o->info.handleFlags & TEE_HANDLE_FLAG_PERSISTENT)) {
370		/*
371		 * The caller expects the supplied attributes handle to be
372		 * transformed into a persistent object.
373		 *
374		 * Persistent object keeps the objectUsage field in the
375		 * pobj so move the field below.
376		 */
377		uint32_t saved_flags = attr_o->info.handleFlags;
378
379		attr_o->info.handleFlags = TEE_HANDLE_FLAG_PERSISTENT |
380					   TEE_HANDLE_FLAG_INITIALIZED | flags;
381		attr_o->pobj = po;
382		po->obj_info_usage = attr_o->info.objectUsage;
383		res = tee_svc_storage_init_file(attr_o,
384						flags & TEE_DATA_FLAG_OVERWRITE,
385						attr_o, data, len);
386		if (res) {
387			attr_o->info.handleFlags = saved_flags;
388			attr_o->pobj = NULL;
389			goto err;
390		}
391		attr_o->info.objectUsage = 0;
392	} else {
393		o = tee_obj_alloc();
394		if (!o) {
395			res = TEE_ERROR_OUT_OF_MEMORY;
396			goto err;
397		}
398
399		o->info.handleFlags = TEE_HANDLE_FLAG_PERSISTENT |
400				      TEE_HANDLE_FLAG_INITIALIZED | flags;
401		o->pobj = po;
402
403		res = tee_svc_storage_init_file(o,
404						flags & TEE_DATA_FLAG_OVERWRITE,
405						attr_o, data, len);
406		if (res != TEE_SUCCESS)
407			goto err;
408
409		po = NULL; /* o owns it from now on */
410		tee_obj_add(utc, o);
411
412		if (obj) {
413			res = copy_kaddr_to_uref(obj, o);

02. persistent object header와 attribute를 검증해 읽는 함수

core/tee/tee_svc_storage.c 73-169줄이다.

filecore/tee/tee_svc_storage.canchor · L83static TEE_Result tee_svc_storage_read_head

73	return TEE_SUCCESS;
74}
75
76static void remove_corrupt_obj(struct user_ta_ctx *utc, struct tee_obj *o)
77{
78	o->pobj->fops->remove(o->pobj);
79	if (!(utc->ta_ctx.flags & TA_FLAG_DONT_CLOSE_HANDLE_ON_CORRUPT_OBJECT))
80		tee_obj_close(utc, o);
81}
82
83static TEE_Result tee_svc_storage_read_head(struct tee_obj *o)
84{
85	TEE_Result res = TEE_SUCCESS;
86	size_t bytes;
87	struct tee_svc_storage_head head;
88	const struct tee_file_operations *fops = o->pobj->fops;
89	void *attr = NULL;
90	size_t size;
91	size_t tmp = 0;
92
93	assert(!o->fh);
94	res = fops->open(o->pobj, &size, &o->fh);
95	if (res != TEE_SUCCESS)
96		goto exit;
97
98	/* read head */
99	bytes = sizeof(struct tee_svc_storage_head);
100	res = fops->read(o->fh, 0, &head, NULL, &bytes);
101	if (res != TEE_SUCCESS) {
102		if (res == TEE_ERROR_CORRUPT_OBJECT)
103			EMSG("Head corrupt");
104		goto exit;
105	}
106
107	if (ADD_OVERFLOW(sizeof(head), head.attr_size, &tmp)) {
108		res = TEE_ERROR_OVERFLOW;
109		goto exit;
110	}
111	if (tmp > size) {
112		res = TEE_ERROR_CORRUPT_OBJECT;
113		goto exit;
114	}
115
116	if (bytes != sizeof(struct tee_svc_storage_head)) {
117		res = TEE_ERROR_BAD_FORMAT;
118		goto exit;
119	}
120
121	res = tee_obj_set_type(o, head.objectType, head.maxObjectSize);
122	if (res != TEE_SUCCESS)
123		goto exit;
124
125	o->ds_pos = tmp;
126
127	if (head.attr_size) {
128		attr = malloc(head.attr_size);
129		if (!attr) {
130			res = TEE_ERROR_OUT_OF_MEMORY;
131			goto exit;
132		}
133
134		/* read meta */
135		bytes = head.attr_size;
136		res = fops->read(o->fh, sizeof(struct tee_svc_storage_head),
137				 attr, NULL, &bytes);
138		if (res != TEE_SUCCESS)
139			goto exit;
140		if (bytes != head.attr_size) {
141			res = TEE_ERROR_CORRUPT_OBJECT;
142			goto exit;
143		}
144	}
145
146	res = tee_obj_attr_from_binary(o, attr, head.attr_size);
147	if (res != TEE_SUCCESS)
148		goto exit;
149
150	o->info.dataSize = size - sizeof(head) - head.attr_size;
151	o->info.objectSize = head.objectSize;
152	o->pobj->obj_info_usage = head.objectUsage;
153	o->info.objectType = head.objectType;
154	o->have_attrs = head.have_attrs;
155
156exit:
157	free(attr);
158
159	return res;
160}
161
162TEE_Result syscall_storage_obj_open(unsigned long storage_id, void *object_id,
163				    size_t object_id_len, unsigned long flags,
164				    uint32_t *obj)
165{
166	const unsigned long valid_flags = TEE_DATA_FLAG_ACCESS_READ |
167					  TEE_DATA_FLAG_ACCESS_WRITE |
168					  TEE_DATA_FLAG_ACCESS_WRITE_META |
169					  TEE_DATA_FLAG_SHARE_READ |

DETAILS

내부 동작을 더 깊게 읽기

진입 조건을 먼저 고정한다

TA syscall에서 들어온 실행은 TA syscall and secure storage context에 놓여 있다. 이때 interrupt, MMU/cache, stack, heap 중 무엇이 이미 준비되었는지 소스의 호출자까지 올라가 확인한다. 같은 함수라도 SPL, relocation 전후, app thread처럼 호출 문맥이 달라지면 허용되는 API와 지연 시간이 달라진다.

중심 객체의 생성과 공개를 나눈다

이 글의 중심 객체는 tee_obj / tee_file_handle / storage backend다. 메모리를 확보한 시점, 필드를 채운 시점, 전역 list나 다른 subsystem에 공개한 시점을 구분한다. 공개 뒤 오류가 발생한다면 목록에서 제거하고 child, buffer, reference를 역순으로 정리하는지 확인한다.

빌드 산출물 관점에서는 최종 부트로더 이미지 안에 해당 symbol과 section이 실제로 포함되었는지도 map과 objdump로 검증한다.

주소, 크기와 정렬을 계산한다

부트 코드에서는 주소 계산 오류를 주의해야 한다. 원본과 목적지의 주소 범위, 헤더에 기록된 데이터 크기, 블록·페이지 단위를 표로 정리하고 각 구간의 끝 주소를 계산한다. 끝 주소가 start + size - 1처럼 마지막 바이트를 가리키는지, 구간 바로 다음 주소를 가리키는지는 API 규약에서 확인한다.

성공 flag와 실제 완료 시점을 맞춘다

copy object ID → select storage backend → open metadata/data 구간에서는 부분 초기화 상태가 생길 수 있다. flag, list insertion, callback 등록, storage write 완료 중 무엇이 성공의 기준인지 찾는다. hardware write나 DMA가 포함되면 함수 반환과 장치 완료가 같은 시점인지도 확인한다.

다른 CPU, 인터럽트 처리기, USB 완료 콜백, 셸 명령에서도 이 상태를 읽는다면 메모리 접근 순서와 잠금 범위를 함께 확인한다.

제어권을 넘기기 전에 확인할 조건을 정리한다

정상 경로는 object handle에서 끝난다. 이 단계가 함수 반환인지, scheduler 전환인지, 다른 image로의 비복귀 분기인지 구분한다. 비복귀 handoff라면 cache clean/invalidate, interrupt disable, 장치 quiesce, argument register와 FDT 또는 image address가 최종 점검 항목이다.

호출한 함수로 돌아오는 경로라면 오류와 일부 처리만 완료된 상태를 구분하는지 확인한다. 이어서 다음 후보를 시도할지, 복구 절차를 실행할지 살펴본다.

IMPLEMENTATION NOTES

구현을 읽을 때 놓치기 쉬운 부분

TA syscall에서 object handle까지 제어권이 이동하는 조건

TA의 object ID를 private storage namespace와 암호화된 file/RPMB backend에 연결하고 metadata를 검증해 handle을 만드는 경로를 읽습니다. 이 경로는 함수 호출 목록만 외워서는 연결되지 않는다. TA syscall → copy object ID → select storage backend → open metadata/data → object handle 순서에서 각 단계가 읽는 입력, 새로 확정하는 상태, 다음 단계에 넘기는 값을 구분해야 한다. 특히 TA syscall and secure storage context에서는 이전 단계가 남긴 register와 memory attribute가 C 코드의 전제 조건이 된다.

일반 실행 환경(REE)의 파일시스템을 사용하더라도 기밀성과 무결성을 지키는 핵심 처리는 보안 영역에서 수행해야 한다. 객체 ID, TA UUID, 이전 데이터로 되돌리는 공격 방지, 저장장치 처리용 RPC를 구분해 살펴본다. 따라서 첫 지점에서 tee_obj / tee_file_handle / storage backend의 주소와 owner를 기록하고, 마지막 지점에서 같은 값이 그대로 유지되는지 아니면 새 객체로 교체되는지를 확인한다. 중간 함수가 성공을 반환해도 열린 object handle은 요청 TA context에 귀속되고 검증되지 않은 header/data가 TA에 반환되기 전에 integrity와 bounds 검사를 통과해야 한다.

tee_obj와 TA object namespace의 생성 시점과 수명

이 글에서 함께 나타나는 객체는 tee_obj, tee_file_handle, storage ops, TA object namespace이다. 이름이 비슷해도 저장 위치와 수명은 다르다. build-time descriptor인지, boot 단계의 임시 객체인지, world switch 뒤에도 남는 runtime 객체인지 나눠야 pointer를 따라가다 다른 단계의 구조체를 같은 것으로 오해하지 않는다.

tee_obj / tee_file_handle / storage backend을 기준으로 allocation 또는 정적 배치 위치, list/table에 공개되는 시점, 참조가 끊기는 시점을 적는다. 그 다음 source와 destination 범위, per-CPU 여부, secure/non-secure 접근 권한을 map과 runtime log로 대조한다. 이 절차를 거치면 단순한 호출 순서가 아니라 실제 소유권 이동이 보인다.

성공 로그만으로 놓치기 쉬운 오류

대표적인 실패 조건은 object ID path 혼동: namespace 탈출; metadata rollback: 오래된 secure state; RPC short read: partial object 승인이다. 이 문제들은 대개 fault가 발생한 함수보다 앞에서 만들어진 잘못된 주소, size, security state 또는 refcount 때문에 생긴다. 마지막 출력만 보지 말고 각 경계 직전의 상태를 한 줄씩 남겨 최초 불일치 지점을 찾는다.

재현에는 동일 object를 다른 TA UUID로 open; REE file byte 변조 후 검증 실패; write 중 reset 뒤 복구 상태 확인를 사용한다. 정상 경로와 실패 경로에서 같은 필드를 같은 위치에 출력하고, 실패가 검증 단계에서 차단되는지 아니면 다음 context까지 전파되는지 비교한다. firmware와 secure world에서는 실패 뒤의 cleanup 또는 reset 경로도 정상 경로만큼 중요하다.

DEEP ANALYSIS

레지스터에서 오류 판정까지 상세 분석

Secure storage object는 TA가 준 object ID를 REE 파일 이름으로 바로 사용하는 구조가 아니다. TA UUID와 object ID로 namespace를 만들고, tee_obj handle은 metadata와 data stream, usage/attribute state를 소유하며 backend는 REE FS 또는 RPMB FS의 서로 다른 rollback·atomicity 특성을 제공한다.

REE FS를 사용해도 file content는 Normal World가 신뢰 대상이 아니다. secure world가 암호화·무결성 tree와 version state를 관리하며 RPC는 byte 운반만 담당한다. RPMB FS는 authenticated write counter와 device key 경계까지 포함해 실패 시점을 분리해야 한다.

그림 5. 이 경로를 통과하는 다섯 개의 진입 계약

01storage_id

지원 backend를 선택하며 TA 권한과 build capability를 만족해야 한다.

02object ID pointer/length

user VA를 안전하게 복사하고 최대 길이·namespace 규칙을 만족해야 한다.

03flags

access/read/write/share/create/exclusive 조합이 유효해야 한다.

04TA context UUID

object namespace owner로 안정적으로 유지돼야 한다.

05backend state

key, counter, RPC channel과 metadata root가 준비돼야 한다.

각 계약은 앞 단계가 생산하고 현재 단계가 검증한 뒤 다음 소비자에게 넘기는 상태다. 한 항목이라도 확인되지 않으면 뒤 단계의 fault를 그 지점의 문제로 단정하지 않는다.

진입 레지스터와 메모리 계약

함수 첫 줄에 도달했을 때 이미 참이라고 가정하는 값과, 그 값이 틀렸을 때 영향을 받는 범위를 함께 적었다.

#	입력 상태	생산자	정상 조건	확인 이유
01	`storage_id`	TA syscall	지원 backend를 선택하며 TA 권한과 build capability를 만족해야 한다.	storage ops table을 결정한다.
02	`object ID pointer/length`	user TA	user VA를 안전하게 복사하고 최대 길이·namespace 규칙을 만족해야 한다.	backend key/path 생성 입력이다.
03	`flags`	TA syscall	access/read/write/share/create/exclusive 조합이 유효해야 한다.	open conflict와 handle permission을 정한다.
04	`TA context UUID`	current session	object namespace owner로 안정적으로 유지돼야 한다.	다른 TA의 object 접근을 차단한다.
05	`backend state`	REE FS/RPMB init	key, counter, RPC channel과 metadata root가 준비돼야 한다.	실제 durable object를 열기 위한 전제다.

핵심 구조체 필드의 생산자, 소비자와 수명

구조체 이름만 나열하지 않고 어떤 코드가 값을 쓰고, 어느 코드가 처음 읽으며, 언제까지 주소와 내용이 유지되어야 하는지 구분했다.

#	객체 또는 필드	생산자	소비자	수명과 불변 조건
01	`tee_obj`	syscall open/create	read/write/seek/get-attr	TA object handle table에 연결되고 close/delete까지 유지된다.
02	`tee_file_handle`	storage backend open	file operations	tee_obj가 참조하며 backend close 뒤 사용하면 안 된다.
03	`object ID secure copy`	syscall entry	namespace/path builder	user memory 재변조를 막기 위해 open 처리 동안 secure buffer로 유지한다.
04	`storage ops`	backend registration	generic storage layer	runtime 동안 resident하는 callback table이며 storage_id와 고정 대응한다.
05	`REE FS hash tree/version`	secure storage code	read/write commit	NS 파일 변경을 검출하고 atomic update 완료까지 old/new state를 관리한다.
06	`RPMB FAT/write counter`	RPMB backend/device	authenticated read/write	monotonic counter와 valid metadata가 전원 차단에도 일관돼야 한다.

함수 내부 실행 순서

소스의 큰 분기와 side effect를 실행 순서대로 다시 펼쳤다. breakpoint는 이 목록의 경계에 두고, 다음 번호로 넘어갈 때 새로 유효해진 객체를 기록한다.

01
TA syscall layer가 storage ID, flags, object ID user pointer와 length를 검증한다.
02
object ID를 secure buffer로 복사하고 current TA UUID와 결합해 namespace key를 만든다.
03
storage ID에 대응하는 backend ops를 선택하고 backend 준비 상태와 접근 정책을 확인한다.
04
동일 object의 열린 handle과 share/exclusive flag 충돌을 TA object table에서 검사한다.
05
backend가 metadata를 열어 header, version, hash tree 또는 RPMB authenticated block을 검증한다.
06
tee_file_handle과 tee_obj를 만들고 usage, attributes, data position, flags를 완성한다.
07
완전히 초기화된 뒤에만 TA handle table에 공개하고 user에게 opaque handle을 반환한다.
08
write/create는 new metadata/data를 durable하게 쓴 뒤 valid/version pointer를 atomic하게 전환한다.
09
close/delete에서 handle list, backend file, secure buffer와 partial transaction을 올바른 순서로 정리한다.

빌드 설정이 바꾸는 실제 코드 경로

동일한 함수 이름이라도 아래 설정에 따라 포함되는 source, 구조체 크기, 인자 의미와 failure path가 달라진다.

#	설정	바뀌는 동작	확인 방법
01	`CFG_REE_FS`	tee-supplicant가 보관하는 encrypted/integrity-protected file backend를 사용한다.	RPC path와 hash-tree rollback policy를 확인한다.
02	`CFG_RPMB_FS`	RPMB authenticated block와 write counter backend를 포함한다.	RPMB key provision과 device ID를 확인한다.
03	`CFG_REE_FS_INTEGRITY_RPMB`	REE FS rollback state를 RPMB에 결합한다.	REE file version과 RPMB counter update 순서를 본다.
04	`CFG_RPMB_FS_CACHE_ENTRIES/RD_ENTRIES`	FAT metadata cache와 read granularity를 바꾼다.	메모리 사용량과 stale cache invalidate를 측정한다.
05	`CFG_REE_FS_ALLOW_RESET`	특정 rollback/reset 복구 정책을 허용한다.	제품 보안 요구와 fail-open 가능성을 명시한다.

증상에서 최초 불일치 지점까지 추적하기

마지막 panic 메시지가 아니라 어디에서 멈추고 무엇을 읽어 어떤 결론을 내릴지 정리했다. 정상값과 실패값은 같은 build와 같은 위치에서 비교한다.

#	관찰 증상	중단 위치	기록할 값	판정
01	파일은 있는데 ITEM_NOT_FOUND	`namespace/path와 metadata open`	TA UUID, object ID bytes, backend path	namespace 불일치와 integrity 거부를 구분한다.
02	Normal World 파일 한 byte 변경 뒤 panic	`hash-tree verify`	block index, expected/actual hash, version	변조 검출이 정상인지 cleanup/panic 정책을 확인한다.
03	전원 차단 뒤 old/new object 모두 안 열림	`commit/version switch`	old/new metadata valid marker와 counter	atomic update 순서 또는 flush 누락을 찾는다.
04	RPMB에서만 ACCESS_CONFLICT/SECURITY	`RPMB request/response`	write counter, nonce, MAC, result code	key/counter/device ID 불일치를 판정한다.

OBJECT LIFETIME

객체와 수명

대상	만들어지는 시점	유효 범위	확인할 조건
`tee_obj / tee_file_handle / storage backend`	copy object ID	object handle 또는 오류 정리 완료까지	진입 전제와 상태 계약
입력 buffer / metadata	TA syscall	parse와 검증이 끝날 때까지	길이, 정렬, 소유권, 변조 가능성
등록된 list / descriptor	select storage backend	하위 시스템을 종료하거나 다음 이미지에 제어권을 넘길 때까지	중복 등록, 해제된 객체를 가리키는 포인터, 오류 후 자원 정리
hardware 또는 persistent state	실제 write/probe가 완료된 뒤	reset 또는 명시적 해제·갱신까지	쓰기 완료, 시간 초과, 전원 차단, 이전 상태 복원
`최종 부트로더 이미지`	link/image 생성 시점	다음 stage가 새 image로 교체할 때까지	적재 주소, 진입점, 섹션, 헤더의 일치 여부

FAILURE PATH

실패 지점과 증상

#	조건	관찰되는 증상	먼저 볼 단계
01	object ID path 혼동	namespace 탈출	copy object ID
02	metadata rollback	오래된 secure state	select storage backend
03	RPC short read	partial object 승인	open metadata/data

로그가 끊긴 함수뿐 아니라 그 함수에 주소, 크기, 플래그를 전달한 앞 단계도 조사한다. 오류 처리 후 등록된 객체나 하드웨어 설정이 그대로 남아 있는지도 확인한다.

EVIDENCE

소스 밖에서 확인할 증거

소스에서 파악한 동작을 실제 빌드 결과와 대상 보드의 로그로 확인한다. 아래 명령의 보드 이름과 툴체인 접두사는 사용 중인 빌드 환경에 맞게 바꾼다.

#	목적	명령 또는 계측	판정 기준
01	빌드 산출물	`make PLATFORM=<platform> CFG_TEE_CORE_LOG_LEVEL=4`	tee.elf, tee.bin과 pageable/pager 구성이 같은 설정에서 생성됐는지 확인한다.
02	ELF 배치	`${CROSS_COMPILE64}readelf -W -lS out/arm/core/tee.elf`	secure RAM 안에서 text, data, pager, pageable 구간이 어떤 주소와 권한으로 배치되는지 확인한다.
03	심볼과 주소	`${CROSS_COMPILE64}nm -n out/arm/core/tee.elf \| grep 'TEE_Result syscall_storage_obj_open'`	entry, thread, TA manager 함수의 링크 주소를 원본 설명과 연결한다.
04	명령과 예외 경로	`${CROSS_COMPILE64}objdump -drS out/arm/core/tee.elf`	SMC entry, world switch, abort 복귀가 실제 register save/restore와 어떻게 이어지는지 대조한다.
05	Normal world 왕복	`xtest; dmesg \| grep -i optee`	secure console과 Linux OP-TEE driver 로그를 함께 보고 SMC, RPC, shared memory 왕복의 양쪽 증거를 맞춘다.

LAB

직접 확인할 실험

01
동일 object를 다른 TA UUID로 open
copy object ID 진입 전후에 tee_obj의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다.
02
REE file byte 변조 후 검증 실패
select storage backend 진입 전후에 tee_file_handle의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다.
03
write 중 reset 뒤 복구 상태 확인
open metadata/data 진입 전후에 storage ops의 주소·크기·반환값과 timestamp를 함께 남긴다.

PRIMARY REFERENCES

원문과 다음 글

core/tee/tee_svc_storage.c4.10.0 원본 파일 OP-TEE OS source tree기준 commit 753afbbee168