“无事可干”的黑客们早已经把目光从操作系统转移到固件上了，毕竟一旦攻破了固件的大门，那么在其上的操作系统也会门户洞开。现在电脑或者x86服务器系统中固件众多：
UEFI在其中居于中间地位，它的安全性也是重中之重。我们在前文中介绍了UEFI安全启动：
这种技术把UEFI固件当做安全计算基石Trusted Computing Base (TCB)，在其上验证操作系统的bootloader真伪，保证我们和操作系统之间不被插入一个伪造的bootloader。
但大家有没有想过，这里有个假设，那就是UEFI固件也就是BIOS是安全而可信的。这年头，谁会那么靠谱呢，如果某黑客拿个Flash烧写器，做个假BIOS怎么办？
要解决这个真假BIOS的问题，就需要我们今天的主角，Boot Guard出场了。今天我们就一起来了解一下它，并顺便看看其他的解决方案。在进入正题之前，我们需要补充一点密码学相关的知识。
密码学基础
很显然，本篇文章的重点在于Boot Guard，而想要更好地理解它的运作机理则需要一定的密码学基础。密码学是一门高深的学科，关于它的论著数不胜数，此处我们只讲大致原理，不讲细节，感兴趣的读者不妨自行寻找完整的资料来深入的理解这门学科。
1.加密Hash（散列）函数
稍有了解的人都知道：散列函数h是使一个较大域的X的值变为较小范围Y的一种数学函数，同时尽可能的使X均匀投影到Y的取值空间中，这样可以减小哈希冲突（你们还记得吗？敲黑板！用数学语言来解释：存在属于X的x1和x2，有相同的对应关系Y，即h(x1) = h(x2)，这种情况就叫哈希冲突）的风险，
加密散列函数f是具有如下属性的散列函数：
- 1). 很难找到x1和x2，使得f(x1)=f(x2)（这一性质通常被成为抗碰撞性（collision resistant））。
- 2). 对于已知的y，很难找到一个x使得f(x)=y（这一性质通常被称为抗原像性(pre-image resistance)，通俗的讲也就是单向性，即从输出反推输入很难或者耗时很长）。
此外，加密散列函数通常用来在给定x的情况下，快速计算y=f(x)。比较出名的应用有MD5，SHA-1，以及SHA-2系列等等。
加密散列函数在一些需要保护数据完整性的应用中是很有用的，由于其算法的特殊属性，攻击者很难在修改数据（例如某可执行文件）后不被拥有原始Hash值的人发现。同样的，即使攻击者知道原Hash值，他也做不到不改变Hash值的情况下对文件进行替换(pre-image resistance)。
2. 公钥加密法和数字签名
加密，是以某种特殊的算法改变原有的信息数据，使得未授权的用户即使获得了已加密的信息，但因不知道解密的方法，仍然无法了解信息的内容。
人类尝试加密数据的历史悠久，从希波战争到凯撒大帝出处都有它的痕迹，可以单独写一本书，这里按下不表。但在非对称密钥出现之前，一直都是对称密钥，大家都认为，如果想要在双方之间建立机密通信，那么双方就必须约定一个共享的秘密——shared secret，依靠这个共享的密钥进行加密解密。进而如何可靠的传递密钥变得异常重要。
公钥加密法在20世纪70年代末由Whitfield Diffie，Ralph Merkle和Martin Hellman提出。这种方法，一不需要事先约定，二不必事先知道与谁进行安全通信，也正是因为这两点特性，这一技术才会被称为是革命性的，它也是建立在这样一种概念——公钥部分和私钥部分共同组成新形式的密钥——非对称密钥。公钥可以交给任何人，而密钥的私有部分仅被其所有者知道。这就好比是通信双方，有一个人建立了一个保险柜（将保险柜的制造方法理解为私钥），将信息存入其中，并把保险柜的钥匙（公钥）交给另一方，而另一方当然可以拿着这个钥匙获取保险柜中的东西，但他不能，也不必知晓对方究竟是如何制造出了这样一个保险柜。
在受到Hellman，Merkle和Diffie想法的启发后，Ronald Rivest，Adi Shamir和Leon Adelman在几年后发明了RSA密码系统。使用RSA，持有私钥的实体A不仅可以使用该密钥来解密由知道A的公钥的人发送给他的数据，而且A还可以使用他的私钥来对一些数据进行数字签名（给别人配钥匙）。任何持有A的公钥并且可以访问签名数据的人，都可以通过数学手段来验证这一点：数据只能被拥有A的私钥的人来签名——也就是说，只有A可以生成该消息——并且它不会被没有私钥的人修改。
它的数学理论基础在于大质数分解困难，如果大家感兴趣，可以参考吴军的《数学之美》
总的来说大家只要记住，公钥和私钥是一起产生的；公钥谁都可以有，私钥只有自己有；知道公钥、秘文和明文，无法推导出私钥，反之亦然；公钥私钥可以相互验证。
BIOS固件的验证
好了，在了解非对称密码之后，我们来看看如何以及是谁来验证BIOS的完整性。一个显而易见的方法是对BIOS进行签名，用主板生产厂商的私钥进行签名，如果签名校验失败，就拒绝执行BIOS代码，这就是Boot Guard的大致工作原理。但细节往往复杂太多，其中有许多有趣的环节。
Intel Boot Guard引入了一个叫做ACM（Authenticated Code Module） 的黑盒，也把BIOS凭空分成两部分：IBB和OBB。IBB（Initial Boot Block）一般只包括PEI和SEC阶段，OBB（OEM boot block）则是剩余的阶段。
CPU在出厂的时候，ME是处于Manufacture mode，这时主板厂商（OEM）可以通过工具将厂商的主板启动非对称秘钥对中的公钥部分Fuse到pch中的NVRAM中。并
用签名服务器对BIOS image用密钥对中的私钥进行签名。在启动的时候，黑盒ACM先启动，它用Fuse在pch中的公钥验证BIOS是否真的由其对应的私钥签名，如果通过，就跳到Reset Vector执行，否则死机。
这似乎很好理解，但诡异的是ACM也放在Flash上，谁来保证ACM的真伪呢？答案就是ACM是由Intel用ACM私钥签名了的，而由Intel的microcode来验证签名正确与否。
好了，我们可以串起来讲一下了。Microcode验证ACM， ACM验证IBB，IBB验证OBB（想想为什么不用ACM验证整个BIOS，而要分成两步）。OBB后面呢？那就是UEFI安全启动了。整体是这样：
由此一个启动的安全链条建立起来了。它环环相扣，每一步验证后一步，如果其中任何一个呗破坏，则拒绝启动，来保证最终用户看到的界面是安全的。
安全根的问题
如果我们梳理整个链条，源头的源头，在这条河的最上游，信任和安全的原点在哪里呢？
在Microcode，如果你信任它，才能信任最后的结果，也就是它是这一信任链条的根。
那么，我们该不该信任它呢？
实际上Microcode也需要签名，而验证这个签名的就是CPU硬件。在最后的最后，这实际上取决于相信不相信Intel公司。
相信Intel，才能相信Microcode这个黑盒，才能相信它验证过的ACM黑盒，才有接下来的安全链。而CPU硬件是目前是无法伪造的，也目前没有被攻破。
所以现在大部分电脑厂商，包括笔记本和台式机，总的趋势都是接受并开启了Boot Guard，把主板的安全水平提升了一个档次。
但服务器领域和部分国产领域，则交出了不同的答案。大的云服务器厂商如Google和国产大厂，需要把安全根掌握在自己的手上，选择关闭Intel Boot Guard，换上一套自己的安全链条。即把安全根从Microcode转到BMC或者FPGA中去，来自己掌控命运。
后记
最后说一句，广大最终用户别想着自己关闭Boot Guard。一旦开启就不能关闭，这也是为了安全计。
