本文翻译自：ARM Confidential Compute Architecture
A New Model of Trusted Execution Environment On The ARM Architecture https://sys.cs.fau.de/extern/..., 并稍作扩展
摘要
ARM机密计算架构通过一个新引入的“Realm”（领域）的受信任执行环境来扩展Arm架构。这个Realm由不受信任的软件动态管理，但通过硬件和软件机制组合来保护其内容的机密性和完整性。本文将概述这一新架构及其功能。
关键词
ARM CCA，可信执行，Realm
1 简介
如今，云计算在分布式计算资源按需使用方面起着重要的作用。许多公司，如亚马逊、谷歌或微软都提供云服务，但使用这些服务需要信任服务提供商。这意味着一方面依赖提供商对抗攻击者，但另一方面也要信任提供商本身。恶意的提供商可能最终滥用其客户的敏感数据。使用可信执行环境(TEE)可以帮助增加对提供商的信任。
在传输过程中，通常通过数据加密来进行保护，但在目标设备上，数据会被解密，因此暴露于通常被称为Rich执行环境(REE)的不可信环境中。在REE里运行的是设备的操作系统(OS)和应用程序。TEE允许在与不可信系统部分隔离的情况下执行代码，处理敏感数据。因此，保证敏感数据的完整性和机密性，这通常是通过硬件支持来实现的。通过使用TEE，可以确保数字版权管理(DRM)。例如，版权持有人有能力限制在不受信任的用户设备上使用其内容，防止未经授权的分发。只有TEE可以处理数据，并且不会暴露给周边系统。这些是TEE在像智能手机和平板电脑这样的移动设备上的常见使用案例。除此之外，可信执行用来将特别安全关键的任务如认证（包括指纹或面部ID认证、移动支付，但也包括像Android Keystore[2]这样的更通用的加密操作）与系统的其余部分隔离开来。这样，这些任务就免受可能被破坏，不会泄露他们的敏感数据，如密钥。
现今大多数智能手机都由ARM处理器驱动，而TEE通常利用ARM的TrustZone技术。TrustZone首次在2005年的ARMv6K架构[9]中引入，并从那时起被广泛使用。然而TrustZone应用相对固定（静态），ARM在2021年引入了一种更动态、灵活的创建TEE的方式，称为Realm(Realms)，它是ARMv9-A中机密计算架构(CCA)的一部分。Realm可以在运行时从一个不安全的环境创建和管理，同时提供保持机密性和完整性的TEE。Realm技术的目标是绕过TrustZone TEE的静态行为，并使更多的应用程序开发者能够使用TEE。本文提供有关新的CCA技术的概述。
首先，第2部分总结了ARM的架构背景，还重述了现有的TrustZone技术。第3部分涵盖了架构和功能，以及各个软件和硬件组件。第4部分是关于CCA的新颖性和与TrustZone的区别。第5部分介绍了Realm的认证。
2 背景
2.1 异常级别（Exception Levels， EL）
ARM架构中提供了不同的权限级别，这些被称为异常级别(EL)，只有产生异常或从异常返回可以改变当前的异常级别。这些异常级别控制对系统资源和内存的访问。ARM架构有四种不同的异常级别，它们按从0到3递增的权限级别。更高的权限级别可以访问较低权限级别的资源。在权限最低的EL0上运行用户级应用，而操作系统内核通常在EL1上运行。Hypervisors在EL2上执行，而最高的权限级别EL3运行最安全的系统功能和固件。
2.2 虚拟化
ARM的另一个安全机制是使用hypervisor和虚拟机的能力。hypervisor运行在异常级别EL2上并控制在EL1上的虚拟机。它负责将异常作为虚拟异常转发给相应的虚拟机或为虚拟机(VM)提供内存。ARM使用虚拟地址空间，EL0和EL1使用相同的地址转换结构。地址转换结构也被称为translation regimes。通过地址的第二级转换（stage 2）隔离VM的内存。这确保了一个VM的内存不被其他VM访问，反之亦然。
stage 2 转换意味着虚拟地址空间由OS转换为所谓的中间物理地址空间(IPAS)。对于操作系统，这个IPAS似乎是一个物理地址空间(PAS)，但通过stage 2 转换，IPAS被转换为真正的PAS。操作系统只控制第一阶段的转换，而stage 2 转换只能由hypervisor控制。hypervisor使用了自己的虚拟地址空间。这种隔离需要信任hypervisor，而不需要TrustZone。
2.3 TrustZone
ARM TrustZone首次在ARMv6K中引入，它提供了两个执行环境的硬件级隔离。之前的不受信任的环境现在被称为Normal world，并由一个受信任的环境扩展成Trusted world。Trusted world应该只运行安全关键的应用程序，以减少代码并因此减少复杂性，从而达到最小的攻击面，实现一个最小的受信任计算基础(TCB)。由于更大的代码量的常规用户应用程序更容易受到攻击，不受信任的VM和hypervisor运行在Normal world中。除了提供权限级别垂直方向的异常级别外，现在在水平方向上形成了第二个安全机制。因此，处理器可以处于两个不同的安全状态，非安全状态指的是Normal world，安全状态指的是Trusted world。这些安全状态控制对物理地址空间的访问。World这个术语基本上描述了处理器的安全状态和一个PAS的组合。
当前的处理器状态只由SCR_EL3.NS控制，设置EL0、EL1或EL2运行时的安全状态。EL3一定是安全状态，不能为非安全状态执行。安全状态的切换必须始终经过EL3，在那里可信固件的安全监视器（secure monitor）完成切换。此外，该架构具有两个独立的PAS，一个安全的和一个非安全的。这些PAS是不交集的，它们之间的区别不仅仅是通过一个标签来进行的。此外，还使用自定义translation regimes 来进行虚拟地址转换，这里再次对安全和非安全之间进行划分。处于非安全状态的处理器永远只能访问非安全的PAS，因为地址转换始终将虚拟地址固定映射到非安全的PAS。处于安全状态的处理器可以访问安全的和非安全的PAS，地址空间的选择由页表中的NS位进行设置。NS位只在地址转换的stage 1被检查。如果设置了NS位，该地址属于非安全的PAS。
从ARMv8.4-A开始，TrustZone也支持虚拟化。hypervisor在安全状态的EL2上运行，它通常是一个安全分区管理器(SPM)。SPM就像一个轻量级的hypervisor，并可以创建隔离的分区。这些分区彼此隔离，不能看到彼此的资源。通常，一个在TrustZone中运行保护的服务应该被一个普通的非安全用户应用程序使用。用户应用程序不感知TrustZone，而是使用一个服务库，此库使用一个内核驱动程序来调用受信任的服务。服务库和受信任的服务使用位于不安全内存中的mailbox进行通信。这个内存也被称为World Shared Memory (WSM)，因为安全和非安全的world都可以访问它.
驱动程序使用Secure Monitor Call(SMC)来进入EL3的Monitor，从而启动安全状态的切换。SCR_EL.NS位被切换并保护寄存器。只有很少的绝对必要的寄存器硬件上在安全和非安全状态有不同的copy，例如大多数寄存器，如通用寄存器是安全和非安全状态使用同一copy。随着从SMC的返回，程序控制流在相反的安全状态中运行。这里是到安全状态并执行受信任的服务并再次返回到用户应用程序。受信任的应用程序或服务的调度是由非安全状态的OS调度器完成的，这意味着TrustZone不保护TEE的可用性，而是它的机密性。此外，需要注意TrustZone的安全内存可以被加密，但默认情况下不是加密的。
3 ARM CCA架构
在2021年的ARMv9-A中引入的新CCA，ARM在其生态系统中引入了一种被称为Realm的新型TEE。一个Realm是一个动态的TEE，也提供了认证的可能性。一个Realm的内存可以按每页的粒度加密，以防止物理攻击。当然，支持Realm会导致架构上的变化。
(译者：原文中此图中的RMI标注有错误，RMI应为Non secure EL2 hypervisor 到EL3 secure mointor，参照文章后面的图片)
CCA扩展了现有的TrustZone Normal world和Trusted World，引入两个新的world，一个Realm world和一个Root world。在图1中提供了概况。新的world带入了新的关联PAS和安全状态。旧的Secure world实际上被分割成一个新的Secure world和Root world。在Root world中，运行的是在EL3的底层固件的Monitor。现在，Root world有与Secure world不同的密钥，以便包括启动代码的固件可以被完全加密，以防止冷启动攻击。这在之前的架构上是不可能的，因为Monitor是TrustZoneSecure world的一部分，这不适合防止冷启动攻击。Secure world基本上的行为与TrustZone的Secure world相同，以保持现有软件的向后兼容性。Realm world与Secure world非常相似，可以在EL0、EL1和EL2上操作。它可以被视为Normal world的一个TEE扩展，因为它是由一个Normal world主机控制的。
尽管对Realm的控制位于Normal world，但Realm不会向Normal world泄露任何关于它的信息。Realm的内容与除Root world之外的其他所有world以及任何其他Realm都是隔离的。Normal world的主机通常运行不受信任的hypervisor，但通常软件负责管理应用程序或VM。
对隔离的PAS的访问还是取决于安全状态，如表1所示。非安全状态具有最有限的访问，因为它只能访问非安全的地址空间。Realm状态和Secure状态都可以访问它们关联的地址空间，另外它们还可以访问非安全的地址空间。Root状态可以访问所有的物理地址空间。
为了控制当前的安全状态，现在需要2-bit来支持新引入的状态。因此，状态控制取决于从TrustZone已用的SCR_EL3.NS位和一个新的SCR_EL3.NSE位。Root状态不依赖于这些安全状态位，因为EL3的安全状态始终是Root状态。通过称为Realm管理扩展(Realm Management Extension-RME)的硬件扩展和固件，特别是Realm管理监视器(Realm Management Monitor-RMM)和Root Monitor的组合来实现隔离。
3.1 硬件：Realm管理扩展
ARM CCA的硬件部分指的是内存管理和保护。因此，硬件中有几种不同的translation regime来将虚拟地址转换为物理地址。当前的安全状态、当前的异常级别、页表和系统寄存器的组合决定了转换的结果PAS。系统寄存器允许例如在EL2的hypervisor控制安全状态下的EL0或EL1转换的输出PAS。页表的分页系统用于地址转换。ARM称一个页面为转换或内存粒度（translation or memory granule），在RME系统中必须是4KB。ARM在一个转换阶段（stage）支持最多四个页表级别。translation regime的选择取决于异常级别和安全状态，图2中显示了基本概况。EL3的translation regime是固定的，因为EL3始终处于Root安全状态。尽管它可以访问所有四个PAS，但它不能执行位于Root PAS之外的代码，以防止在Root安全状态中执行不受信任的代码。而其他安全状态的每个异常级别或异常级别的组合都有自己的translation regime。例如，Realm安全状态有三种不同的translation regime:
- 一个适用于EL0和EL1（EL0 & 1）的translation regime（因此应用程序和OS位于一个Realm中）;
- 一个适用于EL0和EL2（EL0 & 2）的translation regime，应用程序直接由RMM控制;
- 还有一个适用于EL2。
Realm EL0 & 1translation regime使用Stage 2 地址转换，这与非安全或安全状态和EL0和EL1的转换是相似的。虚拟地址首先映射到IPAS，然后通过stage 2 映射到实际的PAS。Stage 1 通常由EL1的OS控制，而Stage 2 由EL2的hypervising软件管理。EL2的地址转换只需要一个转换阶段。为了清晰起见，这在图2中没有显示。
除了Root，每个Secure状态都有自己的IPAS，Secure状态甚至有两个。Secure状态可以访问安全和非安全PAS，对它的访问已经在Stage 1 转换中分开，页表项中的NS位决定是哪一IPAS。在Realm状态中，这种区分是在stage 2 完成的，因此对Realm和非安全PAS的访问都在终止于一个IPAS。Realm的IPAS的一半是不受保护的，保留为非安全内存，另一半受到保护，保留为Realm内存。这也在图2中说明。从Root状态选择所需的地址空间访问的方法与第二bit相似。
内存管理单元(MMU)负责执行Stage 1和 stage 2 阶段的转换，并实施隔离。请注意，MMU还包括一个Translation Lookaside
Buffer(TLB)，用于缓存以前的地址转换以进行性能优化。整个地址转换结构需要TLB额外保存TLB条目所属的translation regime和安全状态，以防止一个安全状态不使用它们自己的TLB条目。cache缓存面临类似的问题，需要用关联的PAS进行标记。
MMU的另一个任务是在PAS上执行粒度保护检查(Granule Protection Checks-GPCs)，以确保表1的限定的访问权限。GPCs总是跟在地址转换后面，并在访问实际内存之前检查所有物理地址。这是必要的，因为ARM CCA作为新特性，允许在不同的world之间动态分配和更改物理内存PAS的安全状态。与现有的安全机制相比，这是主要的新特性之一。TrustZone也受益于动态分配，作为TrustZone扩展，动态TrustZone也可以让内存页在非安全和Secure world转换。因此，需要在粒度保护表(Granule Protection
Tables-GPTs)中跟踪每个内存粒度的当前PAS。GPC就像一个后接的页表阶段，但他不执行实际的地址转换，而是对地址进行权限检查。GPTs位于Root内存中，以保护它免受其他world的影响，只能由在Root状态下运行的Monitor修改。Monitor可以动态更新GPTs，从而在world之间移动内存。如果GPC识别到一个访问违规，会生成一个粒度保护错误(GPF)并传送到触发异常的EL。更新GPTs需要使受影响的TLB条目和cache line无效。RME提供了新的TLB条目无效指令，但实际的TLB结构取决于实现，而在软件方面，实际的实现并不重要。通常靠近处理器的cache需要记录cache line对应的PAS。RME必须对具有内存访问的设备加上GPCs的检查，例如图形处理单元或其他DMA设备。为此可使用SMMUs。SMMUs连接在设备和内存之间。此外，正如第5节所讨论的，硬件方面必须提供认证功能。硬件需要一个身份，并有能力认证初始固件。
3.2 软件：Monitor与Realm管理监控Realm Management Monitor）
ARM CCA的第二部分是软件，特别是在EL2上实现的Monitor和RMM。Monitor的代码是EL3上最高特权的固件，所有其他组件都必须信任它。Monitor负责切换当前的安全状态和分配内存粒度到不同的PAS。切换安全状态基本上与TrustZone相似，如2.3所述，但扩展了多于两个的状态。Monitor软件是唯一可以访问GPT的软件。通过更新GPT的条目来分配或更改内存粒度的PAS。通过SMC进行较低权限的软件之间的通信。SMCs在EL0上是未定义的，仅适用于EL1和EL2。因此，如果较低权限的软件（如hypervisor）希望将内存从一个world移动到另一个world，它必须执行一个SMC，随后Monitor将处理该切换。Monitor的开源实现的一个例子是Arm Trusted Firmware https://github.com/ARM-softwa... 。
RMM在EL2上运行，并管理Realm的执行环境。它是Realm world中的hypervisor对等组件，但比一般的hypervisor简单得多。RMM和Normal world主机之间进行对Realm world的任务分隔。因此，可以简化RMM的实现，从而产生更小的TCB。例如，[17]中验证的RMM实现只有大约3500行代码[17]，这比普通的hypervisor要少得多。Normal world的主机通常是Normal world的hypervisor。但是，如果Normal world中没有使用虚拟化，则OS将接管此角色。
所有的决策操作，如Realm创建、Realm调度或动态资源管理，都由主机完成。RMM负责将Realm与彼此隔离，完成Realm执行之间的上下文切换，并为主机提供Realm管理接口(RMI)。尽管主机可以动态地为一个Realm分配和回收内存页，但Realm的内容对主机不可见。RMM确保使用内存内容清除确保没有数据泄露到其他world。通过Realm stage 2 地址转换，利用虚拟机标识符(VMID)标识Realm VM，从而保证了Realm之间的隔离。主机选择的VMID和RMM确保每个Realm的VMID都是唯一的。Realm描述符(RD)包含Realm的属性，这些属性包括关于页表和IPAS的信息、Realm的实际状态、VMID、Realm的认证测试所需的信息，以及让主机可以识别Realm所需的其他属性。因为多个Realm可以在一个Realm VM中运行，因此具有相同的VMID，所以一个VMID不足以标识一个Realm。另外，如果例如两个Realm最初是相等的，因此具有相同的初始认证测试值，那么认证测试也不一定是唯一的。因此，主机提供了一个额外的Realm个性化值(RPV)。内存页所属Realm由RD的地址标识。但是，主机可以阻止Realm的执行，因为它控制调度，所以不能保证Realm的可用性。主机还为地址转换或其他Realm元数据提供内存页。RMI有23种不同的命令，用于创建和销毁Realm、分配和回收内存页、从非安全PAS复制数据、控制Realm页表(RTTs)、管理Realm执行上下文(REC)等。每个RMI命令都通过SMC调用切换到Realm world的实现请求的服务。然后使用第二个SMC返回到主机。RMM包括Realm服务接口(RSI)，为Realm提供服务。这允许Realm向RMM请求认证报告的操作，与主机共享内存的管理或通过主机调用返回。由于定义了接口，所以RMM的实现是独立于Monitor的。实现的示例是TF-RMM https://www.trustedfirmware.o...
3.3 Realm使用
如3.2节中所述，Realm管理的责任在主机。因此，从创建、资源分配到Realm的执行都必须通过RMI调用RMM由它来启动。此章节描述了创建、执行和销毁一个Realm以及将内存移回Normal world以返回结果等所需的步骤。更详细的描述或其他特定用例请参见[14]。
为了创建一个Realm，主机需要分配三个内存页并通过RMI_GRANULE_DELEGATE将它们指派给Realm world。首先需要一个来存储RD，另一个作为RTT表结构的起始级别，还有一个用于提供Realm创建的参数。随后的RMI_Realm_CREATE调用创建了Realm。额外的RTTs必须添加到Realm VM的页表结构中。创建Realm后，主机可以为Realm分配由主机填充的内容的内存页。这再次需要首先进行内存指派，然后通过RMI_DATA_CREATE将数据从非安全页复制到目标页。这样，数据被哈希，哈希被包括在Realm的认证测量中。Realm的执行至少需要一个REC，但在一个Realm中可以有更多REC。与操作系统和应用程序例比，其中Realm相当于是操作系统，单个RECs相当于应用程序。REC是RMM在虚拟CPU core上存储Realm执行的上下文所需的内部数据结构。主机提供Realm的初始状态，例如程序计数器、通用寄存器或其他值。通过RMI_Realm_ACTIVATE调用，然后Realm被激活，可以由主机调度。激活后，主机失去了修改Realm任何内容的能力，初始测量（用于认证所需）被固定。此时，对Realm初始状态的认证将是有用的，以建立对Realm的信任。Realm可以通过RSI从RMM请求关于Realm的初始状态，其中包括RMM、Monitor和硬件平台身份的测量认证报告。如果认证成功，通过将非安全内存页映射到Realm IPAS的未受保护部分，可以将机密内存页移动到Realm。如果要进一步防止修改，应在继续实际工作之前将数据复制到Realm的内存中。在[14]中提出了一个共享内存协议，但它不是默认包括在RMM规范中的。
为了销毁一个Realm，主机首先销毁或回收所有属于该Realm的资源，如内存页、REC和RTT，最后销毁Realm本身。资源的销毁顺序并不重要。
3.4 Realm中断
Realm只能接收虚拟中断，这些中断由RMI调用通过模拟（虚拟的）的通用中断控制器 (GIC) 触发，由Normal world主机提供。GIC通过未受保护的IPAS映射到Realm。Realm不能依赖于不受信任的主机提供的中断，并且必须在其自己的中断处理程序中考虑恶意中断。
4 ARM CCA的优势
在Realm中的数据和代码完全受到ARM CCA架构的保护。Realm保留了它们的完整性和保密性，即便面对其他world中更高权限的软件。Realm在ARM架构上具有很高的可移植性，因为它们可以部署在VM级别并受到标准化的RMM控制。它们还使应用开发者能够更广泛使用TEE。在非Secure world中运行的现有代码也可以在Realm world中执行。Realm独立于在TrustZone中运行的已经存在的TEEs应用。这意味着，它们与现有的可信应用程序兼容，这些应用程序可以在其执行环境中与Realm一起运行。使用Realm作为TEE的唯一限制是可用的内存，因此可用于大多数应用程序。此外，可以使用认证令牌验证Realm状态及其基础平台的完整性。
CCA建立在TrustZone之上，但也试图避免Trustzone的限制、改进或扩展它。TrustZone的一个问题是它相对静态（固定），例如它需要预先分配的内存区域。因此，在启动时固化了安全和非Secure world，而不重新启动就无法更改。CCA提出了一个动态方法来解决这个问题，并提供具有动态资源分配和管理的动态创建的TEEs。TrustZone的第二个大问题是，代码必须信任在底层更高异常级别上运行的更高权限软件。例如，在EL1的可信操作系统上运行的EL0的可信应用程序。这个可信操作系统在EL2的SPM上运行。安全虚拟化这样的方法只有助于在同一异常级别上隔离多个安全VM，但不能保护可信应用程序免受其操作系统或hypervisor的影响。可信应用程序由更高权限的可信操作系统验证，该操作系统由其hypervisor验证，因此在应用程序中的信任取决于信任链。这也适用于Realm，但它的hypervising是与之分开的，因此如第3节所述，TCB大大减少。此外，CCA的引入解决了旧架构的弱点，例如可能的冷启动攻击[15]。尽管如此，Realm不是替代TrustZone，而是对它的补充。TrustZone对于依赖硬件的芯片厂或原始设备制造商(OEMs)的安全关键任务有其用途。这些任务相对固定，其数量可以由TrustZone资源管理。Realm为开发者提供了在TEE中执行自己的代码的可能性，并可以自己管理这个环境。
5 Realm认证
认证使Realm的所有者（依赖方）能够建立对Realm的信任，这既包括本地认证也包括远程认证。ARM CCA采用了一个基于令牌的认证模型，其中Realm可以通过RSI从RMM启动认证。将令牌写入内存目标，并给RMM一个验证请求（challenge）。该验证请求用于证明生成的令牌的新鲜度(freshness)并防止重放(replay)攻击。RMM将创建一个认证令牌，该令牌由一个Realm令牌和一个CCA平台令牌组成。两个令牌都包括关于状态的声明，一个关于Realm状态，另一个关于平台状态。详细内容如图3所示。Realm令牌包括Realm的初始测量值，该测量值是通过Realm激活RSI调用创建的，以及Realm的可扩展测量值。Realm可扩展测量是在Realm生命周期中可以更新的测量。Realm可以再次通过RSI扩展这些测量，测量的初始状态为零。哈希算法id用于标识使用的哈希算法。Realm认证密钥(RAK)用于签署Realm令牌。
CCA平台令牌的生成是由RMM从Monitor和硬件请求的。它包含关于CCA平台的属性，如软件组件RMM和Monitor的测量值、平台身份和状态，但也包括RMM提供的验证请求。通过公共RAK的哈希值将Realm绑定到平台。CCA平台令牌由CCA平台认证密钥(CPAK)签署，该密钥通常由硬件提供。ARM CCA只提供CCA平台令牌，但不指定认证协议。CCA平台令牌生成的图示如图4。
Realm需要实现它们自己的认证协议，因为认证不在CCA的范围内。对于开发者，这意味着既有自由选择，又需要更多的努力和认证协议的知识。CCA平台令牌与依赖方交换以验证它。为了验证，需要分别验证CCA平台认证令牌和Realm认证令牌。通过CPAK和平台测量验证CCA平台。
因此，需要对硬件和固件开发者的验证数据进行对比。最后，可以通过提供的验证数据验证Realm认证令牌。验证数据通常由一个受信任的实例签名，因此在Realm中建立了信任。验证旨在被用作受信任方的验证服务，该服务需要关于整个CCA供应链的信息，例如平台本身进行验证。Veraison是一个旨在提供一种方便的方式来构建认证验证服务的开源项目。从而为任意用户可能的复杂任务提供便利。
6 相关工作
ARM CCA规范于2021年发布，TEE是一个重要的话题，ARM CCA只是其中一个架构。其他处理器架构也在努力支持硬件机制来提供TEE。例如，Intel Software Guard Extension (SGX) [18] 使用被称为飞地的孤立、加密的机制，AMD Secure Encrypted Virtualization (SEV) [1] 使用加密在VM级别进行隔离，或基于RISC-V的Keystone [16]，它使用硬件和软件的组合，像CCA那样运行独立允许。
7 结论
通过Realm，ARM为其架构添加了一种动态创建TEE的方式。在从非安全主机创建和控制的同时，Realm保留了其数据的机密性和完整性。通过硬件和软件扩展的组合来保证隔离。因为Realm是由不安全的主机管理的。RMM和Monitor只关心隔离，因此与完整的hypervisor相比，TCB可以大大减少。Realm与Normal world、Secure world和其他Realm隔离。Realm内存是加密的，甚至支持按页面为基础的细粒度加密。CCA旨在通过在Realm中执行现有软件并进行最小的更改，为更广泛的开发者提供TEE。ARM CCA正处于起始阶段，随着支持CCA的硬件平台的出现(译者：Arm Poseidon 处理器开始支持CCA)，对这一架构的兴趣将会增加。
