JPS63226144A - メッセージ伝送方法 - Google Patents

メッセージ伝送方法

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JPS63226144A
JPS63226144A JP63050528A JP5052888A JPS63226144A JP S63226144 A JPS63226144 A JP S63226144A JP 63050528 A JP63050528 A JP 63050528A JP 5052888 A JP5052888 A JP 5052888A JP S63226144 A JPS63226144 A JP S63226144A
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クリストファ・ジエイ・ミツチエル
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グレーム・ジエイ・プラウドラ
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Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 〔発明の技術分野〕 本発明はメツセージ伝送システムに関し、更に詳細には
その様なシステムにおけるメツセージの再送に関する。
〔従来技術およびその問題点〕
パーソナルコンピュータのような端末が多数相互接続さ
れた通信ネットワークは□よく知られている。このよう
なシステムは公衆電話システムのようなあまり安全では
ない（つまりセキュリティのよくない）通信媒体をしば
しば用いる。このようなあまり安全ではない通信媒体に
おいては、受動的妨害（盗聴）や能動的妨害（メツセー
ジを横取りして除去する、メツセージを改変する、ある
いは不正なメツセージを挿入する）を受けやすい。
これらの問題を克服するためには、暗号システムを設け
ることが知られている。しかしながら、暗号化の理論自
体は明らかであるが、多数の端末を含むシステムを設計
するに当たって係わってくる実際上の問題はかなりある
。
〔発明の目的〕
本発明はより特定的にはメツセージのエラーに関し、よ
り効率的なメツセージの再送を行うことを目的とする。
〔発明の概要〕
本発明の一実施例によれば、システムはかなりの数の端
末とキー分配センタ（ｋｅｙ　ｄｉｓｔｒｉｂｕｔｉｏ
ｎｃｅｎｔｒｅ　、以下ＫＤＣと称する）を含み、これ
ら全てのものは公衆パケット切り換えチャネルのような
安全ではない媒体によって互いに接続されている。この
システムの動作では自明のことではあるがユーザメツセ
ージ、つまりその端末のユーザによって生成された情報
を運びまた端末間で渡されるメツセージ、の受け渡しが
行われる。システムの動作ではまたシステムメツセージ
、つまりシステムをサポートしまた良好な動作状態に維
持するがそれ自体はユーザによって生成された情報を運
搬しないメツセージ、の受け渡しが行われる（システム
メツセージの典型は二つのユーザ機器（ｕｓｅｒ　ａｇ
ｅｎｔ、　ＵＡ）　、つまりユーザ端末、間でリンクを
設定することやキーの更新に係わるメツセージである）
。
ユーザメツセージおよびシステムメツセージはどちらも
偶然のあるいは故意の妨害を被りやすい。
偶然の妨害では、認識できないメツセージの誤り、伝送
手段によって失われたり破壊されたりすることによるメ
ツセージの消失、伝送手段によるメツセージの重複、あ
るいは伝送手段によるメツセージの順序の入れ代わり、
が起こるかもしれない。
故意の妨害は部外者によるものであろうが、この場合は
、メツセージの横取りと消去、複数のメツセージを横取
りして別の順序で再送信すること、あるいはメツセージ
を消去や再送信をせずに横取りすること、がおこるかも
しれない。このような可能性のあらゆるものに対処する
手段を設けなければならない。（メツセージは認証（ａ
ｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｅ）されるので、メツセージの内
容に対する偶然のあるいは故意の妨害は自動的に検出さ
れるだろう。） システムメツセージおよびある種のユーザメツセージは
、そのようなメツセージの生成が以前のメツセージによ
って（システム動作の見地から）直接的に引き起こされ
ないという意味で、「原発的（ｏｒｉｇｉｎａｔｉｎｇ
　）　Ｊメツセージであるということがわかるだろう。
ほかの成るメツセージは原発的ではない。それはそのメ
ツセージは先行するメツセージに直接的に応答して生成
されるからである。例えば、成る端末は他の端末とのリ
ンクの設定を開始するかもしれないが、これは最初の端
末へ戻るメツセージの生成を伴う。従って、ネットワー
ク上の二つのロケーションの間で、各々原発的メツセー
ジにより開始され１以上の長さのリンクされたメツセー
ジのシーケンスが存在するかもしれない。このシーケン
スが１メツセージよりも長い場合には、最初のメツセー
ジに続く各々のメツセージは、それ自体の情報を運ぶば
かりではなく、明らかに以前のメツセージへの確認にも
なっている。本システムでは、このようなシーケンスは
皆、先行するメツセージの受領を確認するがそれ以外の
情報は運ばない、単純な確認応答のメツセージで終結す
るという従来技術を用いている。
本システムはまた、メツセージを受信する端末はどのメ
ツセージを受信したかという情報を持っていて、もしメ
ツセージが２回受信されたなら、２回目に受信された際
にはそれが繰り返しであると認識しく単純確認メツセー
ジを再度送信する以外には）無視するという従来技術も
用いている。
本発明の一局面によれば、各端末（ＵＡあるいはＫＤＣ
）は他の端末対応に、他の端末に送られた全てのシステ
ムメツセージ（単純確認メツセージを除く）を全て記録
しておき、また確認メツセージが受信されると、記録中
からそれに対応するメツセージを消去する。更に、この
端末が新たなメツセージを他の端末に送信することが必
要になると、パケットを作り、当該他の端末に対応して
記録されているメツセージを正しい順番であって、かつ
パケット中のその新たなメツセージの前に入れる。
この方式は全メツセージに対して使用してもよい。しか
し、メツセージがそれよりも後のメツセージの結果、冗
長になってしまうということが起こり得る。例えば、リ
ンクを設定するメツセージは、もしもそれよりも後にこ
のリンクを取り消すことを要求するメツセージが送信さ
れると冗長になる。従って、システムは冗長になってし
まったメツセージをその記録中から皆消去するのが好ま
しい。それはそのようなものを送信するのはもはやなん
の価値もないからである。しかし、仮に後のメツセージ
が先行するメツセージを冗長にした場合、この後のメツ
セージは送信されなければならないことに注意しなけれ
ばならない、というのはこの先行メツセージはそのデス
ティネーションに到着してしまっているかもしれないか
らである。
また、受信側の端末では、この先行するメツセージが受
信されていようといまいと、この後のメツセージを正し
く取り扱うことができなければならないことにも注意す
る必要がある。
上述したことにより、非冗長メツセージはいつかは受信
されるという効果がある、それは確認されていないもの
は皆確認がなされるまで繰り返し再送されるからである
。更に、受信された全てのメソセージは厳密に正しい順
番に処理される。なんとなれば送信端末が新たなメツセ
ージを送信する時にはいつでも、その新たなメツセージ
の前にそれ以前には確認されていない全メツセージのコ
ピーを正しい順番で単一のパケット中に入れるからであ
る。従って、メツセージが受信される時は常に以前の非
冗長メツセージであって以前に受信されたかどうかが疑
わしいものは全て再び受信される。もちろん、これらの
メツセージのあるものはすでに受信されていたが、その
確認メツセージが路に迷ってしまったかあるいはまだ伝
送途上にあるのかもしれない。だから、いくつかのメツ
セージが複数回受信されるかもしれないが、これは重複
を無視するための従来技術（受信されたメツセージのメ
ツセージ番号の記録を残しておく）により処理される。
ここで、本システムではメツセージが正しい順番から外
れて受信されることはあり得ないということが保証され
ているため、最後に受信されたメツセージのメツセージ
番号だけしか記録する必要がない、ということに注意し
てもよいだろう。
もちろんこのパケットは、メツセージの誤りはそれが偶
然によるものでも悪意によるものでも検出されるように
して送信されなければならない。
このための従来技術はよく知られている。本システムで
は、これはメツセージ認証コード（ｍｅｓｓａｇｅ　ａ
ｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎ　ｃｏｄｅ　、　ＭＡ　Ｃ
）によって達成される。このシステムは好適には、仮に
パケットが損傷を受けてもこの損傷の点よりも前にある
メツセージは受信端末で処理できるようにパケットを組
み立てる。従って、受信端末は、パケットの後端が失わ
れても、途中までは最新状態へ持っていくことができる
。パケット中に入っていて受信されたメツセージはもち
ろん、単純な確認応答あるいは他のメツセージにより、
確認される。上述したように、単純な確認応答は一回だ
け送信される。これ以外のメツセージは、記憶装置に記
録を取りながら、また未だ確認されていないメツセージ
があればそれらをパケットの始めの方に付加したうえで
、一つずつ送信さる。
パケットの損傷点より前にあるメツセージが処理できる
ようにパケットを組み立てるためには、ＭＡＣを各メツ
セージ毎に計算し、また各メツセージのＭＡＣを次のメ
ツセージの本体に含ませる。
これによりまた、パケット中のメツセージはメツセージ
の除去、挿入、あるいは並べ換えにより改憲することは
できない。それはこのような改憲をすればパケット中の
改憲が起こった点でのＭＡＣのチェックの失敗が起こる
からである。
本システムではユーザメツセージはこれとは異なった方
法で取り扱われる。ユーザメツセージはシステムによっ
てただ一度だけ送信される。またこのようなメツセージ
が受信されたかまたそれが正しい順番であったかを判定
するためのユーザ自身の基準を考えるのは一般にはユー
ザに任されている。しかしながら、システムがユーザに
対してユーザメツセージ中に確認要求を入れておくこと
を許し、これにより受信側の端末がこのようなメ・７セ
ージを受信した際には自動的にシステム確認メツセージ
をユーザに返送できるようにすることが好ましい。各端
末は受信したユーザメツセージのログを取っておいて、
これにより重複したメツセージを排除できるようにして
もよい。こうすれば、ユーザはログを調べて、シーケン
ス中のメツセージが失われたかどうかを見出すことがで
きる。
この場合に取るべき処置、例えばユーザメツセージを他
方の端末へ送信して、その端末のユーザに対して彼のメ
ツセージのどれかが受信されていないということを知ら
せる等の処置、を決めるのはユーザに任されることにな
る。システムが自動的に全てのユーザメツセージを確認
し、また送信端末も受信された確認応答の同様なログを
保持しておき、これによりユーザがこれを調べてシーケ
ンス中のメツセージがどれかまだ確認されていないか否
かを見出すことができるようにすることもできる。この
場合に取るべき処置、例えば他方の端末ヘメフセージを
再送する、あるいはユーザメツセージを他方の端末へ送
って先のメツセージが実際受信されているかどうかを尋
ねる等の処置、を決めるのはユーザに任されている。
〔発明の実施例〕　　、 本発明の実施例の通信システムについて、図面を参照し
て説明することにする。
説明は次の部分に分けて行う。
システムの全般的構成 システムの全般的動作−キーの階層 メツセージの構造とＵＡの構造 ＵＡとＫＤＣとの連鎖 各ＵＡ間の通話 システム・メツセージ・エラーの回復 ローカル・メツセージ記憶装置 ＵＡの変更 ＫＤＣのメツセージの記録 本発明の他の特徴は本願と同時に提出した二つの同時係
属特許出願に説明してあり特許請求されていることに注
意すべきである。
システムの全般的構成 第１図を参照して、システムは、すべて共通の通信媒体
１１に接続されている複数の端末１０．１０Ａ、ｔｏＢ
などと、キーの制御と分配とに責任を持つＫＤＣ１２と
から構成されている。また非電子的物理的キー分配径路
１３があり、これにょシキーはＫＤＣ１２から端末１ｏ
に分配されることができる。各端末１０は、図示したと
うりのパーソナル−コンピュータＰＣｌ４やディスクメ
モリ１５のような従来どうりの端末装置と、各種暗号キ
ーである安全モジュール（５ｅｃｕｒｉｔｙ　ｍｏｄｕ
ｌｅ　）１６とから構成されている。ＫＤＣ１２は安全
モジュール１７、計算ユニット１８、および複数の記憶
手段１９から構成されているのでデータが失われる危険
は無視できる。安全モジー−ル１６と１７は、二重の囲
み線で示したよ５Ｋ、外部の妨害に対して保護されてい
る。
安全モジー−ル１６は、制御目的で、ＰＣｌ４から制御
線によシ信号も供給され、ＰＣｌ４への双方向データ径
路を備えているように示しである。
この後者の径路はデータをＰＣｌ４から他の端末へ送る
暗号化のため安全モジュール１６に伝え、また他のモジ
ュールからのデータの暗号を安全モジュール１６で解説
した後にＰＣｌ４へ伝えるのに使用される。この径路は
、端末内の局所的安全め、データをＰＣｌ４から伝え、
同じＰＣｌ４に戻すのにも使用される。安全モジー−ル
１６はまた直接通信媒体１１に接続されているように示
しである。実際には、通信媒体１１との成る形態のイン
ターフェースが必要である。これは安全モジュール１６
でも行うことができるが、実際はこのためにはＰＣｌ４
で行うのが便利である。もちろん、これに関係するＰＣ
の部分は安全モジー−ルとの間で暗号化されていないデ
ータのやり取シをする部分とは論理的に別である。（ま
た、もちろん、ＰＣは通常媒体１１と直接交信して非安
全メンモジを送受信する。） 安全モジュール１６と１７は既知の技術を使用して構成
されている。したがって各モジーールは暗号キーや他の
秘密の状態に保持しなければならない情報を格納するデ
ータ記憶手段、データの暗号化や解読およびチェック用
の数量の計算やモジ−−ル内で必要なその他の処理のよ
うな動作を行う処理手段、および必要な動作を制御する
制御手段を備えている。各モジーールは、万−一時的に
局部的停電が起った場合にキーのような安全情報が失わ
れないように、電池も備えている。モジ、。
−ルはまたモジュールに対する物理的攻撃を検知し、こ
のような攻撃が起った場合にモジュールに格納されてい
るすべての情報を、敵がモジー−ルを開き個人の構成要
素に接続してモジュールから有用な情報を抜取ろうとす
る可能性に反撃を加えるように、たとえばキーのような
格納情報にランダムなデータを重ね書きすることにより
、破壊する手段を備えている。
各種レジスタ、カウンタ、および後に説明するよびこれ
ら構成要素に使用するメモリロケーションを規定したシ
その機能を実現したシする格納プログラム、によシ実現
される。（ただし、乱数発生器や暗号化／解読ユニット
のような成る構成要素は種々な理由から特殊目的のハー
ドウェアで構成するのが都合がよい。）プログラムは少
くとも一部はＦＲＯＭまたは類似のものに格納されるの
で少くともプログラムの一部は一旦書き込まれてしまっ
たら変更することはできない。したがってプログラムは
格納キーまたは他の安全情報をモジュールから読み出す
ことができるように修正することはできない。
システムは通信媒体１１に盗聴を行おうとする部外者２
０からの攻撃に対して開いているものと仮定している。
このような部外者２０はメツセージを傍受し、メソセー
ジを横取シして取出し、本物のメツセージを修正して偽
のメツセージを挿入しようとする。通信媒体１１は分散
していて、端末１０、ＩＯＡなどのいずれかのユーザの
単独制御のもとにはない。たとえば通信媒体１１は電話
回線網または格納・先送９　（５ｔｏｒｅ　ａｎｄ　ｆ
ｏｒｗａｒｄ　）手段を備えたパケット・スイッチング
争システムのような公共通話システムの一部を含んでい
ることがある。したがって部外者２０の活動は本質的に
検出できる性質のものではない。このような部外者によ
る攻撃の可能性に加えて、通信媒体１１は、メツセージ
が失われたシ、その順序が変るようにメツセージに色々
な遅れが加わったり、メンセージが重複（「エコー」）
シたシというような障害を本質的に受けやすいものと考
えられていも上記したこのような傍受の可能性や安全モ
ジュールに対する物理的攻撃の可能性の他に、部外者は
合法ユーザの留守中にモジュールにアクセスしてシステ
ムに入ろうとする。これと戦うには、各種の技術を利用
することができる。安全モジ−一ルがパスワード制御を
行うように設定し、パスワードを合法ユーザが入力して
、モジー−ルはこうしてそのパスワードにだけ応答する
ようにできる。
ユーザが彼の不在期間の長さを知っている場合には、時
間ロックを使用することができる。モジュールの内部電
池によシ時間ロックが確実に連続的に動作する。パスワ
ードがモジー−ルによシ生成され、これが合法ユーザが
物理的に取外し且つ保持することができるフロッピーデ
ィスクに送られるようにすることもできる。
もちろん互いに多少異なる保護技術をユーザ端末の安全
モジュールおよびＫＤＣの安全モジュールに使用するこ
とができる。それはＫＤＣは攻撃に対してユーザ端末よ
シ渇つきにくいようであるが、−万Ｋｌ）Ｃに対する攻
撃が成功すればユーザ端末に対するよシもはるかに損害
が大きくなるからである。
システムの全般動作−キーの階層 本システムの動作はＫＤＣ１２によシ二つのレベルで制
御される。第１に、各ＵＡＫＫＤＣからユニークなユー
ザ・マスク・キー（ＵＭＫ）が割当てられる。このＵ　
Ｍ　Ｋは非電子式のキー分配径路１３を伝わってＵＡに
取込まれる。たとえばＫＤＣを操作するスタッフの一員
により、ＵＡ（の安全モジュール１６内）に設置される
。このキーはその後ＵＡとＫＤＣとの間のメソセージを
確立したシ確認したシするのに使用される。第２に、Ｕ
Ａが他のＵＡと通話したい場合には、ＫＤＣを使用して
二つのＵＡ間に安全なチャネルを設定しなければならな
い。リンクを要求するＵＡは、ＫＤＣに通知し、ＫＤＣ
はこれにしたがってリンクを設定ツ３づ＼゛、その後リ
ンクの使用には稀にしか（ＬＭＫが更新を必要とすると
き）参加しない。
第３のレベルのシステム動作も存在し、これは単独ＵＡ
における情報の安全格納に関するものである。この動作
はＫＤＣには関係しない。
キーの物理的位置とその階層、および使用する略号を第
１表に示す。各メツセージは、そのメツセージにどのレ
ベルの階層が関連していようと、そのメツセージのため
だげに発生された別々のメツセージ・キーで暗号化され
るので、メツセージ・キーは階層になっているようには
示してない。
事実、各メソセージは一対のキーを使用して暗号化され
る。一つのキーは、基本キーと言うが、階層から取られ
るキーであシ、もう一つはそのメツセージに対するメツ
セージ・キーである。
第　　１　　表 物理的位置 ＫＤＣ−キー分配センタ ＵＡ−ユーザ機器（ｕｓｅｒ　ａｇｅｎｔ　）　（端末
またはノード） キー ＵＭＫ−ユーザ・マスク・キー （ＫＤＣ←→　ＵＡ） ＣＫＤ−制御データ・　　　　ＭＫ−メツセージ・キー
キー （ＵＡ←→ＵＡ） ＬＭＫ−リンク−マスタ・ キー ＬＤＫ−ＩＪシンクデータ・　　ＭＫ−メツセージ・キ
ーキー （ＵＡ内部） Ｐ痘に一パーソナル・マス タ・キー ＰＢＭＫ−パーソナル−サ ブマスターキー ＰＤＫ−パーソナル・デー　　ＭＫ−メツセージ警キー
タ・キ一 部外者が、同じキーで符号化した充分なメツセージを蓄
積することができれば、彼は窮極的にシステムを破って
キーを取戻すことができる。したがってこの理由のため
キーを適切な時間間隔で変更し、またそれ故部外者が何
とかしてキーを手に入れたとしてもこのようなキーの更
新の結果、それは結局波の役に立たなくなるようにする
。ただし、ＵＭＫは物理的に分散されているのでこれら
を変更するのは困難である。したがってキーの階層シス
テムを使用するのであう、このシステムでは、各キーは
階層的にその上に位置するキーに変更がなされる前に繰
返し変更される。上位のキーを使用して下位キーの変更
に関する情報を伝達することができる。したがってＫＤ
Ｃは比較的稀な時間間隔でキー（新しいＵＭＫ）の物理
的輸送に関係するキー変更に関与することになるだけで
あシ、このような更新は甚だしく厄介援なることはない
。
メツセージの構造とＵＡの構造 各ｉＵＡとＫＤＣはメツセージによって互いに通信する
。これらメツセージはすべてほとんど同じ構造をしてい
るが、以下で示すとうり、変化がある。メツセージの基
本的な分類の一つはシステム・メツセージとユーザ・メ
ツセージとに分けることである。前者はユーザからは知
ることなく、システムにより発生されシステムにより操
作するが、後者はユーザに応答して発生され、ユーザが
組立てたデータを含んでいる。システム・メツセージは
一般にかなシ短く、幾つかの異なる形式がある。ユーザ
・メツセージはその長さが非常に変動するが、実質上一
つの形式しかない。わかるように、幾つかのシステム・
メツセージを時々一つのパケットに組合せることができ
る。
メツセージの一般的構造、および始発ＵＡでその発生に
必要な、およびＵＡで受信した同様なメツセージに対す
る応答に必要なハードウェアについて、始めにＵＡとＫ
ＤＣとの間のメツセージを、特にこのような最初のメツ
セージを参照して、ここに説明することにする。他のシ
ステム・メツセージはおおむね同じ方法で取扱われるが
、小さな相異が、たとえば関連するキー・レベルに存在
する。
システムが始動するのはＵＭＫ（ユーザーマスク・キー
）がすべてのＵＡ（ユーザ機器）に分配され設置されて
いるが他のキーは存在せず通信キーも存在しない状態か
らである。第２図を参照すると、説明すべき各種要素を
備えておシ、これら要素に対する一般的制御機能は制御
回路３０で行われている。ＵＡに対するＵＭＫはキー輸
送ユニノ）３１によシ物理的に輸送されるが、このユニ
ットはＵＡの安全モジー−ル１６に一時的に接続されて
ＵＭＫをＵＭＫレジスタ３２に移す。使用カウンタ４０
はＵＭＫレジスタ３２と関連してＵＭＫが使用された回
数のカウントを保持する。このカウンタは、他のすべて
の使用カウンタと同様に、キーが使用されるごとにイン
クリメントし、最初（システムが最初に始動するとき）
は０にセットされ、関連するキーが更新される（すなわ
ち新しいキーで置き換えられる）ごと［０にセットされ
る。
ＵＭＫは、比較的永続するが、充分使用してから、新し
いＵＭＫをＫＤＣから物理的に輸送することによって更
新することができる。そのためＵＭＫキ一番号レジスタ
４０Ａが設けられておシ、これは最初Ｏにセットされ、
新しいＵＭＫが設置されるごとにインクリメントする。
（その代シに、ＵＭＫキ一番号レジスタ４０Ａを、新し
いＵ　Ｍ　Ｋが設置され、ＫＤＣが新しい値を発生する
ごとにキー輸送ユニット３１からセットすることができ
る。） ＵＭＫがＵＡに設置されるとすぐ、制御データ・キーＣ
ＤＫが発生されてＵＡのＣＤ　Ｋレジスタ３４に格納さ
れる。ここで関連する使用カウンタ３３とＣＤＫキ一番
号レジスタ３３Ａも設定される。キーはランダム信号発
生器３６から発生される。ランダム信号発生器は熱雑音
発生器または放射性崩壊カウンタのようなランダム信号
源を利用してキーが確実にランダムになるようにしてい
る。
こうして発生したＣＤＫは、適切なシステム・メツセー
ジによシ、即座にＫＤＣに送られる。実際上は、このよ
うなランダム信号発生器は比較的ゆりくシした速さでビ
ットを発生し、したがって（典型的には６４ビツトの）
次のキーのためのレジスタ（図示せず）を備えている。
このレジスタの再補充はその内容が新しいキーのために
取出されるとすぐ開始されるので、次のランダム・キー
が即座に利用できる。このランダム信号発生器はしたが
って、平文の（すなわち暗号で保護されていない）キー
を持っているので、安全モジュールの中に入れられてい
る。
メツセージを更に詳細に考察すると、ＵＡはいくつかの
区画を備えたメツセージ・アセンブリ・レジスタを備え
ておシ、ここでメツセージ（現在のものを含む）が組立
てられる。メツセージ・アセンブリ・レジスタ３７０Ｍ
Ｂ領域はメツセージ本体あるいはデータ部であシ、メツ
セージの１意味」または「データ」（もしあれば）を入
れるのに使用される。メツセージ・アセンブリ・レジス
タ３７にはその左端に、ソース区画ＳＣとデスティネー
ション区画ＤＮの二つの部分がある。ソース区画ＳＣに
はこのＵＡを表わす不変のソースコードが格納されてお
り、デスティネーション区画にはそこに送り込むのに必
要なデスティネーションを示すコードが入る。次の区画
ＭＴは以下で説明するメツセージタイプ領域である。次
の区画ＫＮは、以下で説明するキ一番号およびメツセー
ジ識別子区画である。その次の区画はＭＫ区画であって
、これはメツセージのメツセージ・キーＭＫを入れるの
に使用される。ＭＢ区画の次にはメソセージ認訃コード
（Ｍｅｓｓａｇｅ　Ａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎ　Ｃ
ｏｄｅ　）区画ＭＡＣが続き、前にはＰＭＡＣ（以前の
ＭＡＣ）区画があって、これは当面無視する（または０
が詰捷っていると考える）ことがある。
メツセージタイプフォーマット記憶領域３８は、たとえ
ばＣＤＫが送られているというＫＤＣへのメツセージの
ような、システム・メソセージについての一組のメツセ
ージタイプフォーマットを保持しており、この領域から
適切なメツセージタイプが選択されてレジスタ３７のメ
ソセージ本体区画ＭＢに送られる。ｉ（Ｄ　Ｃへのシス
テム・メツセージについては、この記憶領域はＫＤＣデ
スティネーションコードをも保持する。もちろん、他の
ＵＡへのメソセージ（ユーザ捷たはシステム）について
は、受信ＵＡのデスティネーションコードを発生しなけ
ればならない。他のＵ　Ａとの通信はほとんどユーザが
開始するので、受信ＵＡのデスティネーションコードは
ユーザが決める。このコードはそのＵＡへのユーザ・メ
ソセージによって使用される他に、もちろんそのＵＡへ
のシステム・メツセージによっても使用される。デステ
ィネーションのニモーニノクからデスティネーションコ
ードを得る従来のテーブル探索システムをもちろん使用
することができる。また、通信媒体１１を通してのメソ
セージの径路法めあるいはアドレシングは通常以下に説
明するインターフェース・ユニット４３により処理され
る。
上に注記したとうり、各メソセージは二つのキー、すな
わちキー階層から生ずる基本キーとメンセージキー、を
用いて暗号化される。メツセージ−アセンブリーレジス
タ３７のキ一番号区画ＫＮにはメンセージに使用する基
本キーを識別するとともにメツセージをユニークに識別
するメソセージ番号としても働く、メツセージ用組合せ
キ一番号が入っている。このメツセージ番号は、キーの
キ一番号を階層を下シながら基本キーに至るまで連結し
また基本キーの使用カウントも連結することによって得
られる。各キー・レジスタは関連するキ一番号記憶部、
すなわちＵＭＫレジスタ３２についてはＵＭＫ用の４Ｏ
Ａ、ＣＤＫレジスタ３４についてはＣＤＫ用の３３Ａを
備えている。したがって基本キーがＵＭＫであれば、Ｕ
　Ｍ　Ｋキ一番号レジスタ４０Ａおよび使用カウンタ４
０の内容を使用し、基本キーがＣＤＫであれば、ＣＭＫ
キ一番号ンジスタ４０Ａ、ＣＤＫキ一番号レジスタ３３
Ａ、および使用カウンタ３３の内容を使用する。各キ一
番号は関連キーが変るごとに１だけ増加する。したがっ
て所与のメソセージタイプに対して、メツセージ番号は
厳密に昇順である。何故なら各キーのキ一番号は通常上
昇し、このような番号がＯにリセットされることによシ
下降するときは、上位の番号の増加の結果だからである
。関連する階層の分岐および階層を下る距離はメツセー
ジタイプかられかる。たとえば、ここで考えているメツ
セージタイプ「ＣＤＫがＫＤＣに送られている」につい
ては、キー階層は必然的にＵＭＫだけしか含んでいない
。
キーのキ一番号は階層中ですぐ上のキーの使用カウント
と類似しているが、この二つは必ずしも同一ではないこ
とに注意すべきである。これは成る状況では階層内の高
い方のキーを使用することができ、したがってその使用
カウントが、階層中で直下のキーを変更せずに、増加す
るからである。
このような問題を避けるには使用カウントとキ一番号と
をシステムを通じて別個に維持する。（このことはまた
メツセージ番号は必ずしも連続ではないことを意味して
いる。） （このシステムはメツセージタイプを平文で示すＭＴの
内容にある程度依存している。これはもちろん、たとえ
ばＭＴの内容を暗号化されるものの一部に含めることに
よシ修正することができる。
この場合、メツセージ識別子（すなわちキ一番号）の長
さ、あるいは、これに相当する、階層内のキーのレベル
は別々に示さなければならない。）一般に、各メツセー
ジの本体はそのメツセージにユニークなキー、メソセー
ジ・キーＭＫ、を使用して暗号化される工このメソセー
ジ・キーはランダム信号発生器ＲＮＤ３６を用いてＵＡ
によシ発生され、メツセージ・キー・レジスタＭＫ３９
に送られる。
使用する暗号システムは、ＤＥＳ／ＤＥＡ規格または同
様なもののような、暗号化および解読に同、じキーを使
用するものであると仮定する。（「パブリック・キー」
システムのような、暗号化と解読とに異なるキーを用い
るシステムを使用することは可能であるが、キ一対の両
方のキー　を格納しまた暗号化および解読のために適切
な方を使用すＯ） る必要がある短使用する暗号化技術はＣＢＣ（Ｃｉｐｈ
ｅｒ　Ｂｌｏｃｋ　Ｃｈａｉｎｉｎｇ　）であシ、これ
には−１９８３Ｉ）ＥＡの動作モードに述べられている
。）初期設定ベクトル■は最初基本キーのもとでメツセ
ージ・キーＭ　Ｋを暗号化することにより作られる。次
にメソセージの暗号キーは基本キーのもとで再び■を暗
号化することにより得られる。メツセージ・キーＭＫは
平文で送られ、受信側は基本キーのコピーを備えている
ので、メソセージは、メソセージ・キーを基本キーのも
とで暗号化して初期設定ベクトルを得、再び解読キーを
得ることＫよって、他端で解読することができる。■と
解読キーは次にメツセージを解読するのに使用される。
各メソセージに異なるＭＫを使用することは、メツセー
ジがほとんど同じ形（たとえば同じユーザ・メソセージ
が２回目にはおそらく時間の違いだけで送られる）で繰
返されても異なるキーのもとに暗号化されることになシ
、部外者は暗号を侵害しようとするに際し繰返しから多
くの援助を得ることができないことを意味する。
メツセージが暗号化されたら、メツセージ・アセンブリ
・レジスタ３９のＭＴ、ＫＮ％ＭＫ％ＰＭＡＣ１および
ＭＢの各部の内容がメツセージ認証コード計算ユニット
４２に送られ、ここでＭＡＣ値が計算され、この値がメ
ソセージ・アセンブリ・レジスタ３７０ＭＡＣ区画に送
シ返される。
このようにしてＭＡＣ値がメツセージの一部として含ま
れる。ＭＡＣはＣＢＣ技術を用いて暗号化類似プロセス
（１”’ＭＡｃ暗号化」）により計算される。このプロ
セスから得られる最終ブロックがＭＡＣを形成する。「
ＭＡＣ暗号化」はキーと初期設定ベクトル（ＩＶ）を用
いて行われる。キー（１’−ＭＡＣ暗号キー」）はメツ
セージを暗号化するのに使用する基本キーの固定された
関数として得られ、■はＯとされる。ソースコードおよ
びデスティネーションコードは認証される必要が無い。
何故なら、どちらかがどうにかして変化すれば、実際に
メツセージを受けるユニソ１−（ＵＡまたはＫＤＣ）が
、ＭＡＣチェックによシ認証を行なおうとする際適格な
キーを使用していないので、メツセージを認証すること
ができないからである。
暗号化／解読ユニット４１とメツセージ認証コード計算
ユニット４２はキーを平文で受取らなければならないか
ら、安全モジュールの内部になければならない。同様に
、ＵＭＫレジスタ３２は、キーを平文で持っているので
、これも安全モジ−一ルの内部になければならない。モ
ジュールの外部に他のキーを格納し、ＵＭＫのもとで暗
号化し必要なときモジー−ル内で解読することも可能で
あるが、すべてのキーをモジュール内のレジスタに平文
で格納するのがはるかに便利である。メソセージ・アセ
ンブリ・レジスタ３７ももちろんモジュールの内部にあ
シ、暗号化され認証される前にメツセージが侵されない
ようにしておく。
送受される各メツセージは、通信媒体１１と結合するの
に必要となる低レベルのプロトコル処理ヲ行ウィンター
フエース・ユニット４３を通過する。特に、インターフ
ェース・ユニット４３は暗号メソセージの伝達に専念す
るメールボックス、あるいは、このような、一つはシス
テム−メソセージ用の、もう一つはユーザ・メソセージ
用の、二つのメールボックスとすることができる。これ
によシ更に別のメールボックスを暗号化されないメソセ
ージのために使用することができ、これら暗号化されな
いメソセージは平文で（たとえば安全通信システムの一
部分を形成しない端末から）送受信される。上に注記し
たように、このインターフェース・ユニットはＰＣｌ３
（第１図）により好都合に実現される。
今度は受信回路を考察すると、通信媒体１１からインタ
ーフェース・ユニット４３を経て受信される着信メソ５
セージを受取るのにメツセージ・アセンブリ・レジスタ
３７が使用される。このメソセージのメツセージ番号Ｋ
Ｎは対応する基本キーが利用できることをチェックする
ために調べられる。次にメツセージのＭＡＣが、メツセ
ージ識別子ＫＮによＪ　「ＭＡＣ暗号化」キーとして識
別される基本キーを使用して、メツセージ認証コード発
生器ユニット４２によシチェノクされる。得られたＭＡ
Ｃはコンパレータ４４によシメノセージの（ＭＡｃ区画
にある）ＭＡＣと比較される。ＭＡＣの計算値とメツセ
ージのＭＡＣとが合致すれば、メツセージは本物と判定
される。合致しなければ、どちらかに（おそらくは送信
雑音の結果）誤りが存在するかあるいは数置されている
ので、メツセージは捨てられる。部外者２ｏがメツセー
ジを修正しようとしても、部外者には未知のキーを用い
て計算することにより保護されているメツセージのＭＡ
Ｃを彼は訂正することができないので、変更されたメソ
セージと一貫していなければならないメツセージのＭＡ
Ｃを変更することはできないであろう。
次にメソセージのメツセージ番号ＫＮはメツセージが前
に受信されたものの繰返しではないことをチェックする
ために調べられる。メツセージ番号が合理的で前に受取
ったメツセージと関係があるかどうかを知るためにチェ
ックすることができる。（失なわれたメツセージ、重複
メツセージ、および受取シ順序が不良のメソセージに関
する備えについては後に詳細に説明する。） メツセージがＫＮ試験およびＭＡＣ試験を通過すれば、
（メソセージ本体部分ＭＢが空でないと仮定して）メツ
セージは解読される。このため、ＭＫ区画のメツセージ
・キーが（メツセージ番号によシ識別される）基本キー
のもとに暗号化／解読ユニット４１を用いて暗号化され
て■を得、これが再び基本キーのもとで暗号化されて解
読キーを得る。（解読用の■および解読キーは暗号化用
の■および暗号キーと同じである。）■および解読キー
は直接暗号化／解読ユニット４１に送られてＭＢ区画の
内容を解読するのに使用される（成るシステム・メツセ
ージ、たとえば成る承認メソセージは「本体」を備えて
いない。そのＭＢ区画は空である）。
それでＭＢ区画の内容は成る種のシステム・メツセージ
であり、これは制御回路３０によ多処理される。なおこ
のメツセージがＫＤＣから受信されているものとすると
、メツセージはＣＤＫキーを備えてよい。もしそうなら
、その受信したキーはＣＤＫＩレジスタ４６オたはＣＤ
Ｋ２レジスタ４７に送られる。ＫＤＣのＣＤＫが変化し
た場合でも以前のＣＤＫを使用しているメツセージが新
しいＣＤＫが受信された後でも受信されることがあるた
め、一対の受信ＣＤＫレジスタが存在する。
二つの受信ＣＤＫ番号レジスタがあり、これらには（や
は、９ＭＢ区画から）対応するＣＤＫ番号が送シ込まれ
ているので、ＣＤＫで暗号化されたメツセージを受信し
たとき適切なＣＤＫを識別することができる。ＣＤＫは
そのもとで暗号化された固定されたかなりの数のメツセ
ージが送出されてはじめて変えられるから、以前のＣＤ
　Ｋを二つ以上保存しておくことは決して必要が無いと
仮定しても危険ではない。（捨てられたＣＤＫが必要に
なった場合には何か他に根本的に悪いものがあるであろ
う。） ＵＡとＫＤＣとのリンク システムは、すべてのＵＡ（ユーザ機器）にＵＭＫ（ユ
ーザ・マスク・キー）が設置されているが他にはキーが
存在せず通信リンクも存在しない状態で、始動する。Ｕ
　Ｍ　ＫがＵＡに設置されるとすぐ、ＵＡとＫＤＣとの
間にリンクが設置されなければならない。これを始める
には、制御データ・キーＣＤＫを発生してＵＡのＣＤＫ
レジスタ３４に格納し、システム・メツセージを（レジ
スタ３９にあるそのユニークなメソセージ・キーＭＫを
用いて）ＵＭＫのもとで暗号化して構成し、ＫＤＣに送
信する。こうしてＫＤＣはＵＡがＵＭＫを設置したこと
、およびＣＤＫがＵＡとＫＤＣとの間のリンクの両端に
設置されたことを知るので、ＣＤＫをＵＡからＫＤＣへ
の将来の通信に使用することができる。Ｋ　Ｄ　Ｃは承
認メツセージをＵＡに送シ返してＣＤＫを受取ったこと
を認める。
その他に、ＫＤＣは、同じ方法で、このＵＡ用にＫＤＣ
自身のＣＤＫを発生し、ＵＭＫのもとで暗号化して、Ｕ
Ａに送信する。Ｕ　Ａはこのメソセージを受信し、これ
を解読してＫＤＣからのＣＤＫを得る。こうしてＵＡと
ＫＤＣとの間に、各方向に一つづつの一対のＣＤＫを用
いてリンクが設置される。リンクの両端は今後のメツセ
ージを暗号化するために発生されたＣＤＫを使用すると
ともに、リンクの他端から受信する今後のメツセージを
解読するため他端から受信したＣＤＫを使用する。メツ
セージを送ることができる二つの方向に刈してこのよう
に一対のキーを使用することはＵＡ同志の間のリンクの
場合にも行われる。
ＵＡからのＣＤＫを備えたメツセージをＫＤＣが受取っ
たことの承認を別々の異なったメツセージにする必要は
ないが、その代りＫＤＣからそのＣＤＫをＵＡに送信す
るメツセージの一部として入れることができる。そのメ
ツセージは今度はＵＡによシ承認される。したがってＣ
ＤＫの交換は三つのメツセージで行われる。すなわち、
ＵＡからＫＤＣへのＣＤＫと、ＫＤＣからＵＡへのＣＤ
Ｋによる受信の承認と、ＵＡからＫＤＣへの承認とであ
る。
このようにＵＡとＫＤＣとの間のリンクは各方向に別個
のＣＤＫを備えた双方向のものである。
この方法でＵＡとＫＤＣとの間に一部リンクが設置され
ると、両ユニット間の今後のほとんどすべてのメツセー
ジはＣＤＫを基本キーとして用いる。
ＣＤＫの使用が所定限度を超えると、新しいＣＤＫが作
られ、上述のようにＵＭＫによる暗号のもとに送信され
る。ＵＡとＫＤＣとの間のメツセージの流れは比較的少
ないので、この２レベル（ＵＭＫとＣＤＫ）の階層は、
ＵＭＫの変更を稀にしか必要としないシステムき当分の
開動作させるのに充分である。事実、ＵＭＫの使用は、
以下でわかるように、新しいＬＭＫが必要なとき、ＵＡ
間の成る通信にも依存する。ＵＡとＫＤＣとの間のメソ
セージは一般にユーザ（ＵＡ）が他のユーザ（ＵＡ）と
のリンクを設置または破壊したいときにのみ必要であシ
、これは（リンクは実質的に永続的であると見なされて
いるので）稀に、しかもＬＭＫ′を更新する場合にしか
起らない。
一般に、リンクを伝わって二つの方向に流れるメツセー
ジ（ユーザであろうとシステムであろうと）の数は互い
に同じである必要はない。したがって続いて起る新しい
ＣＤＫの個々の更新ではリンクのＣＤＫの一方の更新し
か行なわれない。このような更新では新しいＣＤＫを成
る方向へ送出し、これに対する承認メソセージが逆方向
に送出される。
必要ならば、システムが最初に立上げられる際必要なす
べてのリンクを設定するように、ＫＤＣをプログラムす
ることができる。これを行なうには各ＵＡのキー輸送ユ
ニット３１（第２図）にかなシの数のシステム・メツセ
ージを格納する。これらシステム・メソセージは暗号化
が不必要である（このメツセージはＵ　Ｍ　Ｋと共に輸
送され、その安全性は、Ｕ　Ｍ　Ｋの安全性と同様に、
物理的であるため）。もしこうしなかったなら、これら
のシステム・メツセージは、システムが最初に動作状態
になったときＫＤＣと各ＵＡとの間で送信されなければ
ならないことになるものである。これによＪＫＤＣに関
するシステム・メツセージの最初の数が著るしく減少す
る。ＫＤＣの構造はＵＡの構造と同じであり、第３図に
ブロックの形で示しである。制御ユニット５０（第２図
に示すＵＡの制御ユニット３０に対応）と一つのメソセ
ージ・アセンブリ処理回路５１が設けられ、メソセージ
・アセンブリ処理回路５１にはメツセージ・アセンブリ
・レジスタ５２（メソセージ・アセンブリ・レジスタ３
７に対応）がある。暗号化／解読ユニット、メソセージ
ＭＥコード計算ユニット、およびＭＡＣコンパレークの
関連回路はここではメツセージ・アセンブリ処理回路５
１の一部と見なしてあり別個には図示してない。ＫＤＣ
には各ＵＡに対してキー・レジスタと使用カウンタの集
合体が個別に設けられている。ここでは、送出の場合Ｋ
ＤＣが使用するキー（すなわちレジスタ３２．３４、お
よび３９、および関連する便用カウンタおよびキ一番号
レジスタに対応する）、およびＵＡがＫＤＣにメツセー
ジを送る場合に使用するキー（すなわちレジスタ４６と
４７および関連レジスタ４８と４９に対応する）の各集
合体を、ブロック５３．５４．５５、・・・・・・で示
しである。ブロック５３．５４．５５、・・・・・・は
セレクタ回路６１で制御されるマルチプレクサ６０によ
シメノセージ・アセンブリ処理回路５１に対して多重化
されている。セレクタ回路６１の内容によシ、ブロック
５３５４．５５・・・・・・　から適切な一つを選択し
て受信メソセージを処理し送出すべきメソセージを準備
するキーを得る。このようにしてメツセージが受信され
ると、セレクタ回路６１にメソセージ・アセンブリ・レ
ジスタ５２のＳＣ区画の内容が入れられる。この区画に
受信メツセージのソースコードが入っておシ、−従って
とのＵＡからメソセージが来たかを識別する。受信メソ
セージを送出したＵＡに応答メツセージを送シ返さなけ
ればならない場合には、セレクタの内容は変更されず、
これによりブロック５３．５４．５５・・・・・・のう
ちの適切な一つが応答メツセージの準備のため選択され
たままになる。しかし、メソセージを別のＵＡに送出し
なければならない場合には、セレクタ回路６１の内容を
もちろんそれに従って変えなければならない。これは、
たとえば、リンクを設置している最中に生ずる。ＵＡＩ
からＫＤＣへのリンクの設置を要求するメソセージには
、そのＭＢ区画に、ＵＡＩ向けのコードが含まれておシ
、このコードは適切なメソセージをＵ　Ａ、　２に送出
するためセレクタ回路６１に転送しなければならない。
二つのコードはこの場合、メツセージがＵＡＩおよびＵ
Ａ２へまたこれらから送受されるので、セレクタ回路６
１により交互に使用される。
ＵＡ間の通信 通信が可能なためには、ＵＡ対の間にリンクが設定され
なければならない。このような各リンクはＵＡがＫＤＣ
に自分と他の指定したＵＡとの間にリンクの設定を要請
することによって設定される。Ｋ　Ｄ　Ｃは、リンクに
含まれることになるいずれのＵＡも他のＴＪ　Ａとの間
で備えることができるリンクの数に関する上限を超えて
いす、要求されたリンクの「受信」端にあるＵＡがリン
クの受入れを拒絶しなければ、要求されたリンクを設定
する。一旦リンクが組立てられてしまうと、両端のＵＡ
は同等の立場に立っているという点で対称である。どち
らも他に対して送信することができ、あるいはリンクを
切る決断をすることができる。
リンクを設定するプロセスをｆｉｌＥｎＡ表に要約しで
あるが、この表ではリンクを要求するＵＡはＵＡｌと呼
ばれ、ＵＡＩがリンクを持ちたい相手のＵＡをＵＡ２と
呼んでいる。
第［Ａ表 ＵＡＩ→ＫＤＣ：ＵＡＩがＫＤＣＫＵＡ２とのリンクを
要請する。
ＵＡ２←ＫＤＣ：ＫＤＣがＵＡ２に送信ＬＭＫと受信Ｌ
ＭＫを送る。
ＵＡ２→ＫＤＣ：ＵＡ２が受信を確認する。
ＵＡＩ←ＫＤＣ：　ＫＤＣがキーをＵＡＩに送る。
一層詳細には、ＵＡＩのユーザが、ＵＡＩのユーザによ
り指定された他のＵＡであるＵＡ２とリンクを設定した
いとき、ＵＡＩはシステム・メソセージをＫＤＣに送る
。このシステム参メソセージは、ＵＡＩがＫＤＣへのシ
ステム・メソセージに使用する（もちろんＣＤＫ更新に
関連するシステム・メソセージを除く）キーである、Ｕ
ＡＩのＣＤＫキーを基本キーとして使用し暗号化して送
られる。そのメツセージ・タイプはＵＡＩがリンクを設
定することを要求していることを示し、メツセージ本体
はＵＡ２のコードを含んでいる。このメツセージを受信
すると、ＫＤＣは一対のランダムなＬＭＫを作シ、メソ
セージをＵＡ２に送る。
そのメツセージのメツセージタイプはＵＡ２にＵＡｌと
のリンクを受入れたいか否かを尋ね、またメツセージ本
体はＵＡＩおよび二つのＬＭＫのコードを有している。
これらはすべて基本キーとしてＫＤＣからＵＡ２にメツ
セージを送るのに使用されるＣＤＫを使用して暗号化さ
れている。ＵＡ２がこのメツセージを受取ると、そのユ
ーザはリンクを受入れるか否かの意志決定をしなければ
ならない。リンクが受入れられれば、メツセージはＵＡ
２からＫＤＣに送られる。このメツセージはリンクの受
入れを示しまたＵＡＩのコードを含んでいる（ＵＡＩの
コードをここに入れるのは他のＵＡに関連する設定用メ
ンセージから区別するためである）。このメツセージは
また、メツセージをＵＡ２からＫＤＣに送るのに使用さ
れるＣＤＫを基本キーとして使用して暗号化される。Ｋ
ＤＣは、このメツセージを受取ると、メツセージをＵＡ
ｌに送ってＵＡ２によるリンクの受入れを示すとともに
、メツセージをＫＤＣからＵＡＩに送るのに使用される
ＣＤＫを基本キーとして使用して暗号化したＵＡ２のコ
ードおよび二つのＬＭＫを取入れる。この結果、二つの
ＵＡすなわちＵＡＩおよびＵＡ２は今は互いに直接通信
するのに使用することができる一組のＬＭＫを共有する
ことになる。
リンクを設立できない一定の状況が存在する。
実際問題として、ＵＡにはこのようなリンクを維持する
ための限られた容量しか設けられていない。
したがってＵＡＩが既に可能最大数リンクを持っている
場合には、他のリンクを設定しようとすることを拒むこ
とになる。ユーザには現存するリンクを切ってそのＵＡ
が新しいリンクを受入れる容量を作シ出すようにする選
択権がある。また、ＵＡ２が既に可能最大数のリンクを
持っていることもある。そのときはＫＤＣにシステム・
メツセージを戻してこの旨を示し、ＫＤＣは今度はシス
テム・メツセージをＵＡｌに送って要請したリンクが拒
絶されたことを示す。（望むならば、ＵＡ２をそのユー
ザにＵＡＩがリンクを要求していることを示し、そのユ
ーザが現存するリンクを切って、要求されたＵＡＩとの
リンクを受入れる容量を作シ出すように構成することが
できる。）加えて、上に記したように、ＵＡ２にこのよ
うな能力があれば、そのユーザは要求されたリンクを受
入れるべきか否かを尋ねられ、もしユーザが拒絶すれば
、ＵＡ２は再びＫＤＣにこのことを示すシステム・メツ
セージを送る。このようなシステム・メッセジをＫＤＣ
に送るとに、　Ｄ　Ｃは何が起ったかを示す対応メソセ
ージをＵＡＩに送シ、ＵＡＩのユーザは要求したリンク
が拒絶されたことを知る。（安全システムではユーザの
要求が拒絶されたとき、拒絶の理由が示されないのが普
通である。）第４図に、第２図に示したよシも概略的に
ＵＡの構成を示す。メソセージ・アセンブリ処理回路は
ブロック７５で示してあり、メソセージ１アセンブリ・
レジスタ３７、暗号化／解読ユニット４１、およびメツ
セージ認証コード計算ユニット４２を備えている。数ブ
ロックのキー・レジスタおよび関連回路が存在する。ブ
ロック７０は第２図に示す各種キー・レジスタとそれに
関連するカウンタとを含んでおシ、すべてＫＤＣとの通
信に関係する。ブロック７１．７２、・・・・・・は同
様なキー・レジスタとカウンタを備えているが、各ブロ
ックは別々のＵＡとの通信と関係する。従って、これら
各ブロックはとのＵＡがそのブロックに関連しているか
を識別するＵＡアドレス−コード・レジスタ（、レジス
タ７３）を備えている。これらレジスタには、当該ＵＡ
のユーザが他のＵＡとのリンクを問求して認可されたと
き、および他のＵＡが当該ＵＡとのリンクを要求し認可
されたとき、この他のＵＡのアドレス番コードが入れら
れる。ブロック７０．７１．７２、・・・・・・はマル
チプレクサ７４によシ選択される。ＫＤＣ用のブロック
７０の場合、選択はメツセージ・アセンブリ・レジスタ
３７のＳＣ区画または制御回路３０により直接制御され
る。他のブロックの場合には、選択は（着信メツセージ
に応答して）メツセージ・アセンブリーレジスタ３７の
ＳＣ区画にあるアドンス・コードと各種レジスタ７３の
内容とを比較することにより決定される。送信メツセー
ジの選択の場合には、選択はユーザが決定する（実際に
はそのアドレス・コードに対してユーザが定義したＵＡ
識別子を格納するＰＣｌ４に格納されている表を用いて
間接的に行なわれる）。
ブロック７１．７２、・・曲はＵＭＫレジスタが含まれ
ておらず、ｔＪＡにはもちろん、ブロック７゜に入って
いてキーの全階層の最高レベルを形成する送受用の唯一
つのＵ　Ｍ　Ｋだけが存在することがわかるだろう。こ
れら各ブロックは二つの送信キーＬＭＫとＬＤＫ、およ
び受信キーの各レベル（この場合、ＬＤＫＩおよびＬＤ
Ｋ２）に２つのキーを有している。低レベル・キーＬＤ
Ｋは比較的稀にしか（たとえば５０メツセージおきに１
回）変らないので、現在のおよび直前のバージョン以外
のものを保存しておくことは不必要であシ、また高レベ
ル・キーは、たとえ稀でも、変化するので、直前のバー
ジョンの他に現在のものをも保存して丁度それが変化し
たときに対処しなければならない。
一旦リンクが設定されると、ユーザ・メンセージなＵＡ
ＩからＵＡ２にまたはその逆に送ることができる。リン
クは明らかに一つのＵＡによる要求に応じて設定されな
ければならないが、一旦設定されてしまえば、それは対
象的である。ユーザ・メツセージを送るには、そのプロ
セスはシステム・メツセージの送出とほとんど同じであ
る。しかし、メツセージ・アセンツブり書レジスタ３７
のメツセージ本体区画ＭＢは限られた長さしかない。
セレクタ・スイッチ７６はメソセージ・アセンブリ・レ
ジスタ３７０ＭＢ区画から暗号化／解読ユニット４１へ
の接続経路中に入っており、ユーザ・メツセージに対し
ては、メソセージの本体は、連続する６４ピツトのブロ
ックとして、レジスタ部分からではなくＰＣｌ４から暗
号化／解読ユニット４１に送シ込まれ、暗号化されたメ
ツセージは１ブロツクづつＰＣｌ４に送シ返される（Ｐ
Ｃｌ４はこの点ではインターフェース・ユニット４３と
して動作する）。次にメツセージのＭＡＣが計算されて
メツセージ・アセンブリ・レジスタ３７０ＭＡＣ区画に
送シ込まれる。メツセージの長さは、たとえば、ＭＴ区
画の一部としであるいはメツセージ本体の最初の部分と
して含まれている長さ値によって示される。
メツセージ認証コード計算ユニット４２は同時に暗号器
として動作するように構成することができるので、メソ
セージ本体の暗号化が始まる前へメソセージ・アセンブ
リ・レジスタ３７中のＭＢ区画の左側の内容をメツセー
ジ認証コード計算ユニット４２へ与え、次にメツセージ
本体がユニット４１から出て来るにつれて、１ブロツク
づつそとへ与える。これにより最後のＭＡＣがメツセー
ジ本体の最後の暗号化ブロックの直後に利用できる。た
だし、ＭＡＣの計算には実際暗号化と同一のプロセスが
含まれているので、実際には暗号化／解読ユニット４１
を用いて行うのが望ましい（それ故メソセージ認証コー
ド計算ユニット４２は物理的にユニット４１とはりき部
分れたユニットとしては存在しないが、もちろんその論
理的機能は明確に分かれている）。もちろん、この場合
には、ＭＡＣは暗号化と並行して計算することはできず
、暗号化の後で計算しなげればならない。
ユーザ・メツセージが受信されると、受取シを確認する
特別なユーザ・メツセージが自動的に発生され、送信者
が！求する場合には、送信元ＵＡに戻される。このよう
な要求は適切なメーノセージ・タイプＭＴで示される。
通信媒体１１は信頼性が充分ではないので、通信媒体１
１によるメツセージ喪失の可能性、二つのメツセージの
順序の反転、およびメツセージの重複に対する備えを設
ける必要がある。これら設備はユーザーメツセージとシ
ステム・メツセージとでは異なる。ユーザ・メツセージ
に対する設備についてここに説明することにする。もち
ろんメソセージが失なわれたということは、以後のメソ
セージが受信されるまでは検出することは不可能である
。
これらの設備は主として、二つの受信ＬＤＫレジスタＬ
ＤＫ１とＬ　Ｄ　Ｋ　２に関連する１対のビット・レジ
スタ（ビット・マツプ）７７と７８から構成されている
。各ブロック７１．７２、・・・・・・はこれらレジス
タのそれぞれの組を備えている。ブロック７１について
の組を第４Ａ図に示す。レジスタ７７と７８の長さは、
ビット数で表わせば、　　一対応する送信元ＵＡのＬＤ
Ｋキー・カウンタが０にリセットされるときのカウント
に等しい。各ユーザ・メソセージが受信されるにつれて
、送信元ＵＡのＬＤＫの使用カウントに対応するビット
（これはメソセージ番号ＫＮの一部である）がセットさ
れる。受信されたメツセージに対応するビットが既にセ
ットされている場合には、メソセージを既に受取ってい
ることを示す。したがって今回受取ったバージョンは重
複しているものであシ、システムによって捨てられる。
ユーザ・メツセージが受信されなければ、通常はシステ
ム動作は起らない。事実、システムは、メツセージ番号
が必らずしも連続していないので、喪失されたユーザ・
メツセージを識別できるようにはしない。それ故セント
されているビットより順番が若いセットされていないビ
ットは、ユーザ・メツセージが末だ受信されていないと
いうことではなく、その番号を持つユーザ・メツセージ
が存在しないということを意味するがもじれない。
システムは、ユーザーメソセージが脱落していることを
、次のメツセージを受取った時点で識別することができ
るように修正することができる。
これは、たとえば、ユーザ・メツセージに、既述のメツ
セージ番号とともに厳密に連続した番号をも与えること
によシ、あるいは各ユーザ・メツセージに先行ユーザ・
メツセージのメソセージ番号を入れることにより行うこ
とができる。ただし、これを行ったとしても、メンセー
ジが受信されなかったことがわかったときどんな処置を
取るかの決定権をユーザの手に残しておくのが望ましい
。
たとえば見掛は上失なわれたメツセージが無くなったの
ではなく単に遅れているだけでまだシステムの途中に存
在しているということがある。ユーザは事態をそのまま
にしておくかあるいは彼自身のユーザ・メツセージを失
なわれたメツセージの再発信を要求している他のＵＡの
ユーザに送るかついずれかを選択することができる。こ
のような再発信はシステムに関するかぎシ全く新しいユ
ーザーメツセージの送信として行われることになる新し
いメツセージが事実前に送ったが失われたメツセージの
繰返しであることの指示を入れるのは送信元ユーザの義
務である。
上述のとうり、ユーザ・メンセージが受信されると、確
認メツセージの送出が行われる。確認メソセージは特別
な種類のユーザ・メツセージとしてシステムによって自
動的に発生される。したがって、ＵＡは送られたこのよ
うなメソセージの記録を保存し、この記録は受信の確認
が返送されたとき更新されるように構成することができ
る。これを実現するには、たとえばそのメツセージ・タ
イプが自動確認であることを示しているメツセージにつ
いてのみビットがセットされるビット−マツプを用いた
り、あるいはこのようなメツセージのメツセージ番号の
記録を保存したりすればよい。
これが行われると、ユーザは、確認がとられることが必
要なそのユーザのユーザ・メツセージのうちのどれがま
だ確認されていないかをつきとめ、そのユーザが適当と
考えるところにしたがってそれらを再送することができ
る。もちろん、確認の無いことが必らずしも元のメツセ
ージが意図したデスティネーションに到達していないこ
とを意味するものではない。単にそれに対する確認のメ
ッージが意図するデスティネーションに到達していない
ことを意味することもある。したがって、ユーザに対し
て儀礼上の問題および良い慣習として、正しい繰返しで
あるメツセージを送ったときは必らず、それが前のメツ
セージの再送であることを示すようにすることが望まれ
る。
リンクの最初の設定は二つのＵＡおよびＫＤＣＯ間の各
種の可能なメソセージのシーケンスによって行うことが
できることが理解されるであろう。
このようなシーケンスの二つの例を第１ｉＢ表および第
■Ｃ表に示す。
第［Ｂ表 Ｕ　Ａ　Ｉ　　　　　　ＫＤ　Ｃ：　Ｕ　Ａ　１がＫＤ
ＣにＵＡ２とのリンクを要求する。
ＵＡ２←に、ＤＣ：ＫＤＣがＵＡ２に ＵＡＩとのリンクを受入れるか尋ねる。
ＵＡ２→ＫＤＣ：ＵＡ２が確認し同意する。
ＵＡＩおよびＵＡ２←ＫＤＣ：ＫＤＣが受信キーをＵＡ
ＩとＵＡ２に送る。
ＵＡＩおよびＵＡ２→ＫＤＣ：ＵＡＩとＵＡ２が受信を
確認する。
ＵＡＩおよびＵＡ２←ＫＤＣ：ＫＤＣが送信キーをＵＡ
ＩとＵＡ２に送る。
第１Ｉｃ表 Ｕ　Ａ　Ｉ　　　　　　ＫＤ　Ｃ：　Ｕ　Ａ　１がＫ　
Ｄ、　ＣＫ　Ｕ　Ａ２とのリンクを要求する。
ＵＡＩおよびＵＡ２←ＫＤＣ：ＫＤＣが受信キーをＵＡ
ＩとＵＡ２に送る。
ＵＡＩおよびＵＡ２→ＫＤＣ：ＵＡＩとＵＡ２が受信を
確認し、ＵＡ２が受入れる。
ＵＡＩおよびＩＪ　Ａ’２←ＫＤＣ：ＫＤＣが送信キー
をＵＡＩとＵＡ２に送る。
これらのシーケンスは、成る段階で、二つのメツセージ
が同時にＫ　Ｄ　Ｃから送出され、且つ二つのメツセー
ジが多かれ少かれ同時にＫＤＣに返送されるという点で
、第［Ａ表のシーケンスより複雑である。１だ、第ｎ８
表のシーケンスは４段階ではなく６段階から成るので、
第ｎ０表のシーケンスは第ｎ８表のシーケンスよシ望捷
しい。
これら二つのシーケンスにおいて、プロセスはＵＡ２が
提案されたリンクの受入れを拒絶すれば３番目のメツセ
ージの段階でアボートする。この事態が発生すれば、Ｕ
Ａ２は拒絶のメゾセージを３番目のメツセージとしてＫ
　Ｄ　Ｃに送り、ＫＤＣは「リンク拒絶」メツセージを
４番目および最終メツセージとしてＵＡＩに送る。最後
の二つのシーケンスの場合、各ＵＡはその受信キーを他
のＵＡがその送信キーを受信する前−に受信することに
注意されたい。これはＵＡは他のＵＡがそのメツセージ
を受信するのに必要なキーを所有するまではこの他のＵ
Ａにメツセージを送ることができないことを意味する。
第■Ａ表のシーケンスの場合、ＵＡｌはＵＡ２カＵ　Ａ
　１の送信キーを受取るまではメツセージを送ることが
できないが、ＵＡ２は送信キーをＵＡＩがＵＡ２の送信
キーを（ＵＡＩの受信キーとして）受信する前にその送
信キーを得るので、ＵＡ２はＵＡＩがこれを解読するた
めの必要キーを所有する前にＵＡＩにメツセージを送信
することができる。この状況はリンクが最初に設定され
るときにのみ発生し得る。そこで、リンクき要求したＵ
Ａｌが最初にメツセージを送りたくなることはありそう
なことである。しかしＵＡＩが解読用キーを受取る前に
ＵＡ２がメツセージを送ろうとすることは起る可能性が
ある。その結果、メツセージは、メソセージ番号からそ
れがメツセージを解読するに必要なキーを所持していな
いことを知ったＵＡＩによシ拒絶されることになる。こ
こで一つの選択は単にメソセージを却下して、それが実
際上失われるようにすることである。メツセージがシス
テム・メツセージである場合には、後に説明するような
処置が取られる。それがユーザ・メツセージである場合
には、これは上述のように処理され、この送信はおそら
くメツセージが受信されないことを見つけるためのユー
ザ自身のリソースに委ねられる。あるいはＵＡはこのよ
うなメソセージを格納してそれらを解読するためのキー
の受信を待つように構成することができる。
リンクが確立された後、ユーザがリンクの他端のＵＡと
これ以上通信する必要がないことを確信していれば、ま
たは１−ザが他のリンクを設置したいがこのＵＡが収容
できる最大数のリンクを既に持っていてそのため現行の
リンクを終結して新しいリンクの余地を作ることだけし
かできたけれ【ｆ。
このＵＡはこのリンクを終結させたいかもしれない。こ
れを達成するには、ＵＡＩはそれ自身からリンクに関す
る情報をすべて削除してリンク終結システム・メツセー
ジをＫ　Ｄ　Ｃに送る。ＫＩＪＣはこれを記録してシス
テム・メツセージをＵＡ２に送りＵＡ２からこのリンク
に関するすべての情報を削除することを指示する。ＫＤ
Ｃは、削除が存在し１．Ｃいリンクに関するものである
場合にはエラーとしてリンク削除を記録する。（このよ
うな「エラー」はリンクの両端が同時にリンクの終結を
要求する場合には自然に発生する可能性がある。という
のは、他のメソセージが他方のメツセージのＫＤＣへの
到達前にＫＤＣに到達してリンクを終結するからである
。） システム・メツセージ−エラーの回復 上に記したように、メツセージは種々な経緯で「失なわ
れる」ことがあシ、また（通信媒体１１のくせによるか
または部外者が記録しては故意に再生することにより）
重複することがある。ユーザ・メツセージに関しては、
このような事態を処理する方法について上述した。シス
テム・メツセージに関して、このような事態を処理する
方法を、説明しよう。
システム・メツセージの場合、失なわれるものが皆無で
且つ正しい順序で処理されることが肝要である。ＵＡの
各リンク（すなわちＫＤＣとの永続リンクおよび他のＵ
Ａとの各リンク）毎に、そのリンク上に送出される（単
なる確認とは別の）システム・メソセージはすべて格納
される。これらは以下の二つの状況で記憶装置から除去
される。
すなわち文れらに対する確認メツセージを受信したとき
、またはそれらが冗長になったときである。
新しいシステム・メソセージが送出されるたびに、新し
いパケットが準備され、このパケットに、記憶装置に入
っているすべてのシステム・メツセージが新しいシステ
ム・メツセージをパケットの最後に置いて正しい順序で
入れられる。このようにして新しいシステム・メツセー
ジが発生するごとに、未確認でかつ冗長でない古いシス
テム・メツセージがすべてその前端に付加され、すべて
のメツセージ（つｔ、ｂ、古いメソセージプラスこの新
しいメツセージ）はパケットとして送られる。それ故受
信側では、新しいシステム・メツセージが発生するごと
に、すべての未確認システム・メソセージの新しい組合
せを正しい順序で受信する。
そこで、そのパケット中のどのメソセージの前にもすべ
ての未確認かつ非冗長メソセージが正しい順序で並んで
いるので、受信側は必然的にシステム・メツセージを正
しい順序で必らず処理することになる。もちろん、受信
側はその時点までにこれらのシステム・メツセージのう
ちのあるものを含んだよシ以前のパケットを受取ったこ
とがありそのシステム・メツセージについては既に処理
がなされていたかもしれない。受信側は、リンクごとに
、処理を行なった最後のメツセージの記録（メソセージ
番号による）を保存し゛二℃るので、重複しているメツ
セージ、特に今受取ったパケットに入っているそのよう
なすべてのメソセージを含めて、すべて無視する。受信
側は新しいパケットが届くとすぐそのパケットに入って
いるメツセージへの応答を開始する。
確認メツセージはメツセージの受信を確認する以外の何
者でもない単なる確認メツセージであることがあり、あ
るいは成る情報を運ぶ普通のシステム・メツセージであ
ることもある。後者は着信システム・メツセージに応答
して発せられるので、その先行メツセージを暗黙裡に確
認する。システム・メツセージはその効果が後のものに
より取消されると冗長なものになる。たとえば１、リン
クの設定を要求するメツセージはそのリンクの解消を要
求する後のメツセージによシ取消される。
厳密に言えば、重複メツセージは完全に無視されるので
はない。重複メソセージが検出されると、単なる確認が
送信側に送シ返されるが、このメツセージにはそれ以上
の処理が加えられることはない。これは通常のメンセー
ジの確認がシステム内で失なわれてしまっていることが
あるからである。
仮に送信側がそのメツセージに対する確認を以前に受取
っていれば、そのメツセージは再送されなかったであろ
う。そこで、もし重複メツセージの確認が送られなけれ
ば、送信側はそれを繰返して送シ続けるであろう。だが
、送信側がメツセージに対する確認を受取れば、確認メ
ソセージのメンセージ番号以上のメツセージ番号を持つ
すべてのメツセージを再送記憶装置から安全に削除する
ことができる。何故なら、メツセージは、すべての先行
メツセージが順当に受信されている場合に限り、受信側
によって受信され、処理され、且つ確認されることがで
きるからである。
これにより、すべてのシステム・メソセージが正しい順
序で確実に処理を受けることが保障され、また新しいメ
ツセージが発生されるごとに行われる自動再送信により
最後のメソセージがより以前のメツセージの再送によっ
て遅れることがないということが保障される。その他に
、メツセージを再送する第２の方法がある。メツセージ
・パケットの送信後新しいメツセージを発生せずかつ確
認も受取らないままに充分長い時間が過ぎたら、記憶装
置９５に記憶されている現メツセージのパケットが自動
的に再送される。
このようなパケットを構成することにより、メツセージ
は常に正確に同じ形で送信される。ただし、メツセージ
は現在の基本キーのもとで再暗号化される。パッケージ
全体をひとつのユニットとしてまたは単一のメツセージ
として送信することが可能である。ただし、その中の個
々のメツセージが解読されるにつれて処理を受けること
ができるような形で送ることが望ましい。そうすれば、
メソセージが中断されたυ傷つけられたりした場合、そ
の一部分だけが失われ、受信側は最新の状態に向かって
途中まで進んだ状態に居ることができるからである。こ
れが意味しているのは、パッケージの認証は、ここの事
態は発生する可能性はあるがパケットはなお妨害から保
護されていて部外者がシステムを偽のメソセージに応答
するようにだますことができないようＫ　ＴＬもＴしな
ければならないということである。
パケットのフォーマットは、メソセージ・アセンブリ争
レジスタの左端（８Ｃ，ＤＮ、ＭＴ、ＫＮ、およびＭＫ
の各区画）にある通常の「ヘッダ」情報で始まる。ＭＴ
区画の内容はメツセージが二つ以上のメソセージのパケ
ットであることを示すインジケータービットを含んでい
る。ＫＮ区画のメツセージ番号は今のメソセージのメツ
セージ番号である（このメツセージはパケットの最後に
あるもの）。パケットの最初のメツセージは格納されて
いるメツセージである。このため、パケットに入ってい
るすべての格納メツセージに関しては、ソースコードや
デスティネーションコードは必要がなく、特別なＭＫも
必要がない。したがってそれは省略形メソセージとして
組立てられ、そのメツセージタイプ（もしこれが一連の
格納メソセージの最後のものでない場合にはインジケー
タ・ビットが付いている）、メソセージ番号１ぐＮ、お
よびメソセージ本体ＭＢ（もしあれば）から構成される
。またＰＭＡＣ区画を備えており、これは（単一メソセ
ージに関して）空白である。このように組立てられたパ
ケットのＭＡＣが計算されてＭＡＣ区画に入れられる。
パケットの次の区画を今度は、次の格納メツセージを、
あるいは格納メツセージがもうすべて入れられてしまっ
た場合には、現行メソセージを、取入れて組立てる。こ
のため、パケットの前のメソセージに対して計算したば
かりのＭＡＣをＰＭＡＣ（前のＭＡＣ）部分に入れ、こ
のＰＭＡＣ値を暗号化し、パケットの現在の部分に取入
れられているメツセージについて計算された新しいＭＡ
Ｃによシカバーされているフィールドに入れる。
このプロセスは現メソセージがパケットの最終部分を形
成するまで続けられる。現メソセージのＭＢ区画にはＭ
Ｔ区画およびＫＮ区画は含まれない。
なぜならこれらは既にパケットのヘッダに入っているか
らである。） このバケット構造ではパケットを１メソセージづつ解体
し、解読し、処理することができることが明らかである
。その上、個々のメソセージおよびそのシーケンスはと
もにＭＡＣのシーケンス鎖によって認証される。各ＭＡ
Ｃはそれに先行するメツセージの完全性を確認し、各メ
ツセージはそれに入っている前のメツセージのＭＡＣを
所持しているので、シーケンスの変化（メツセージの順
序変え、削除、または繰返し）があれば、シーケンスを
逸脱したメツセージが届くとすぐにそのＭＡＣはチェッ
クを通らなくなることになる。
受信側は、バケット中の個々のメツセージに個別に応答
する。ただし、応答メソセージはどれも（単なる確認メ
ソセージ以外の）即座には送出されずにメツセージ記憶
装置に入れられ、その着信バケットが完全に処理されて
しまってはじめて、これらの応答メツセージは単一パケ
ットとして（古い未確認メツセージとともに）送出され
る。（もしこうしないならば、これら応答は、一連のよ
シ長いパケットとして、繰返し送出しなければならなく
なる。） 上記のように、パケットの長さは、メンセージを鎖状に
接続すること、および各メツセージのＭＴに、以後に続
くメツセージが存在するか否かを示すピントを入れるこ
とによシ黙示的に示される。
これによシもちろん受信側は、ＭＢ本体にそのＭＴとＫ
Ｎが入っている再送信メツセージと、パケットのヘッダ
にそのＭＴとＫＮが入っている現メツセージ（パケット
の最後のメソセージ）とを区別することができる。代シ
の技法は、ヘッダ中成たとえばＭＴ区画またはＫＮ区画
の一部としてパケット長さ値（メツセージの数）を入れ
ることである。
新しいシステム・メツセージが発生するごとに未確認シ
ステム・メツセージのすべてをこのように再送信する方
式では、不必要な再送信は非常にわずかしか起らない。
再送信が不必要であると正当に言うことができるのは、
メツセージは正しく受信されたがその確認を元のＵＡが
未だ受取っていない場合か、あるいはその確認が道に迷
ってしまった場合だけである。代案としては、受信側が
受取った最後のメツセージのメツセージ番号の記録をと
っておき、新しいメソセージがその番号の次の順番のメ
ツセージ番号を持っていないことがわかった場合に、失
なわれたメツセージの再送信の要求を送ることである。
しかしこの技法は厳密に連続したメンセージ番号を使用
することを必要としており、また受信側が現メツセージ
を処理することができる前に二つのメソセージ伝達（要
求と応答）をするという遅れを生じ、これら「回復」メ
ツセージが道に迷った場合には、なお更に遅れる。シス
テム・メツセージは比較的短く、それ故１つのパケット
によシ未確認メツセージを皆再送信する費用は高価にな
シそうもないということも注目しておいてよい。これは
ユーザ・メツセージの場合とは対照的である。ユーザ・
メツセージの長さは非常にばらつきやすく、且つ非常に
長いことがあるからである。
パケットは（単一のユーザ・メツセージと比較して）か
な）のまた可変の長さを持っているからパケットは再送
信のためユーザ・メツセージと大まかには同じ方法で準
備され、連続するブロックは暗号化、解読ユニットに送
シ込まれ、暗号され認証されたメソセージは、発生され
るに従ってインターフェース・ユニット４３として働＜
ＰＣｌ４に蓄積される。
これらの動作に関係する装置を第３図、第４図、および
第５図に示す。端末（ＵＡまたはＫＤＣ）には、その端
末からの各リンク毎にそれぞれのシステム・メツセージ
格納ブロックがある。すなわち、ＫＤＣ内にはすべての
端末ＵＡＩ、ＵＡ２、ＵＡ３、・・・・・・へのリンク
についてブロック８５．８６，８７、・・・（第３図）
があシ、また各ＵＡ端末にはＫＤＣへのリンクとリンク
されている端末ＵＡ−Ｉ、ＵＡ−■、・・・・・・とに
関するブロック９０．９１．９２、・・・（第４図）が
ある。これらブロックはもちろんメツセージアセンブリ
処理回路５１または７５にマルチプレクサ６０または７
４を介して接続されている。第５図はブロック８５の主
妾構成要素を示す。他のブロックは実質的に同じである
。未確認システム・メツセージを格納する記憶装置９５
があシ、これは幾分ＦＩＦＯ（先入れ先出し）記憶装置
のように動作するが、非破壊読出しが行なわれる。シス
テム・メツセージは上からこの記憶装置９５に送シ込ま
れ、それらが削除されるまで着実に下に移っていく。記
憶装置９５の中のメツセージにはそれと対応してそのメ
ツセージ番号ＫＮが区画９６に格納されている。レジス
タ９７は最後に確認されたメソセージのメツセージ番号
ＲＸＫＮを格納しておシ、これが変ると記憶装置９５中
のメツセージは、メツセージ番号ＲＸＫＮと一致するメ
ソセージ番号を区画９６中に有しているメツセージまで
上向きに削除される。新しいシステム・メソセージが用
意されつつあるときは、なお記憶装置９５に入って〜す
る古いメツセージはすべて上向きに、すなわち最も古い
ものが最初に、非破壊的に読出される。次に新しいメツ
セージが記憶装置９５の最上部に入る（また既に記憶装
置９５に入っているメツセージはすべて押し下げられる
）。
事実には、キー階層内の基本キーのレベルによって、二
つのクラスのシステム・メツセージがあシ、それらはシ
ーケンスの異なるメツセージ番号ＫＮを有している。し
たがって記憶装置９５とレジスタ９７は二重になってい
るので、二つのクラスのメツセージは別々に格納され、
ブロック８５は二つのクラスのための二つの区画Ａおよ
びＢから構成されている。高位の基本キー（すなわち階
層の高い基本キー）のメツセージはすべてパケット内で
低位の基本キーのメツセージに先行する。
このことはメツセージは元々発生した順序と厳密に同じ
シーケンスでは送られないということを意味する。ただ
し、この影響は幾つかの新しいキーがそうでない場合よ
りわずかに早く到達することがあるということだけであ
る。
ブロック８５はまた、システム・メンセージが最後に送
シ出されてから経過した時間を測定するのに使用される
タイマＴＭＲ９８を有し、このりイマ９８の時間が予め
設定された限界を超過したときまだ確認されていないシ
ステム・メソセージの再送信をトリガする。このタイマ
９８はパケフトが送シ出されるごとにＯにリセットされ
る。
各ＵＡのブロック９０．９１．９２、・・・・・・は安
全モジュールに入っていて、再送信を待っているメソセ
ージのリストを考えられ得る部外者から安全に守るよう
になっている。ただし、ＫＤＣでは、対応するブロック
８５．８６．８７、・・・・・・は安全モジュールには
入っていなくて、色々な理由のため、支援用記憶装置に
入っている。ＫＤＣにはすべてのＵＡとのリンクがある
ので、格納されているメソセージの数はＵＡＯものよシ
はるかに多いと思われる。格納メソセージの喪失（たと
えば計算ユニットコンビーータ）１８の故障による）は
、（後に説明するように）ＫＤＣはバンクアップおよび
復元の手続を所持しており、またＫＤＣはＵＡよシ部外
者による攻撃が少いと思われるので、ＵＡでの対応する
喪失はど重大ではない。支援用記憶装置に格納されてい
るこのＫＤＣ情報は、偶然のまたは故意の変造に対して
、次に説明するローカル・メソセージ格納技法によって
保護されている。
ローカル・メンセージ記憶装置 ＵＡにメンセージを安全に格納できることが望ましい状
況が存在する。したがってユーザは、ユーザ・メツセー
ジが受信されたときそこにいないかあるいはそのメツセ
ージを保存しておきたいかのいずれかのため、受信した
ユーザ・メソセージを安全に格納しておきたいことがあ
る。またユーザは、ＵＡ内に、自分が発生したユーザ・
メソセージのような資料を安全に格納したいことがある
。
本システムはこれら両方の設備を提供する。
受信したメンセージなＵＡに格納する場合には、受信し
たときの形、すなわち解読してない形でディスクメモリ
１５等の支援用記憶装置に格納する。
このことは、部外者が格納メソセージにアクセスするこ
とができたとしても、通信媒体１１に載っているメツセ
ージを傍受して得ることができた以上の知識を得ること
ができないこと、特に、通信媒体１１に現われたままの
メツセージを支援記憶装置に格納されているメツセージ
と比較しても何も得るところがないことを意味する。た
だしユーザはもちろん自分自身で後にメツセージを解読
することができなければならない。したがって、メツセ
ージにはそれを暗号化したＬＤＫが付属している。この
Ｌ　Ｄ　Ｋは、キーが安全モジー−ルの外側に平文で存
在することを許容され得る状況はないので、それ自身暗
号化された形になっていなければならない。それでこれ
はキー階層でその上にあるＬＭＫのもとで暗号化されて
格納されていもそのＬＭＫも、再び暗号化された形の、
階層の最上部にあるＬ　Ｍ　Ｋのもとで暗号化された、
メソセージに付属している。ＬＭＫそれ自身は、階層の
最上部にあるので、暗号化することができず、メツセー
ジの一部として平文で格納することもできない。その代
シ、メツセージが格納される時にこの識別番号を付加す
る。
キーは二つの異なる形で現われるべきではないというこ
とが重要である。各キー（ＵＭＫは別）は基本キー（そ
の上位のキー）およびメツセージ・キーのもとで暗号化
されて受信された。キーは安全モジュールのブロック７
０．７１．７２、・・・・・・に平文で（すなわち解読
されてから）格納される。
各キーはそのため受信されたときの暗号化された形で、
その暗号化に使用されたＭＫとともにこれらのブロック
に格納される。キーがメソセージに付加されると、格納
されている暗号化された形態および関連するＭＫが付属
部を形成するのに使用される。
ＵＡはＵＭＫ履歴記憶装置Ｕ　Ｍ　Ｋ　Ｈ１０５（第４
図）を備えておシ、これには現在のおよび過去のＵＭＫ
がそのシリアル番号（識別番号）とともに格納されてい
る。新しいＵ　Ｍ　ＫがＫＤＣブロック７０に入ると、
それはＵＭＫ）ｆ履歴記憶装置１０５にも入る。メツセ
ージへの一連の付属部を発生するには、各種レベルのキ
ーを今度はメツセージΦアセンブリ処理回路７５の中で
、それぞれその上位のキーのもとで暗号化し、最後に現
ＵＭＫのシリアル番号をブロック７０のＵＭＫキ一番号
ンジスタ４０Ａ（第２図）から取る。（ＵＭＫ履歴記憶
装置１０５の容量は有限であるから、一杯になれば、過
去の古いＵＭＫがそれから取出されて、もっと最近のＵ
　Ｍ　Ｋのもとで暗号化された上でディスクメモリ１５
に格納される。） 格納されたメツセージを回復するには、付属部を一つづ
つ第４図の回路に送る。この際、最初のものはＵＭＫ履
歴記憶装置１０５から適切なＬ　Ｍ　Ｋを得るのに使用
するＵＭＫのシリアル番号であり、次の付属部はＵＭＫ
のもとで解読してＬＭＫを得るためにメツセージ・アセ
ンブリ処理回路７５に送られ、最後の付属部はこのＬＭ
Ｋのもとで解読してＬＤＫを得るためメッセージ９アセ
ンブリ処理回路７５に同様に送られ、次にメツセージ自
身がＬ　Ｄ　Ｋおよびメツセージに埋込まれているＭＫ
のもとで解読してメソセージの本体を得るためメツセー
ジ・アセンブリ処理回路７５に送られる。
実質的に同じ技法がローカルに発生されたメツセージを
安全に格納するのに使用される。安全格納キープロック
Ｓ　Ｓ　Ｋ　１０７は、ブロック７０．７１．７２、・
・・・・・と同様であるが、ローカル・キー階層ＰＭＫ
、Ｐ８ＭＫ、およびＰＤＫのための一組のキー・レジス
タを備えている。（安全格納キープロック１０６は、「
送信」キーに対応するキーだけしか備えていないので同
様なブロックよシ小さく示しである。
明らかに、「受信」キーに対応するキーを格納する必要
性はない。）メツセージを格納するには、メツセージを
、メソセージ・キーＫＭと現行のＰＤＫとを用いて通常
の方法で暗号化する。これによシ、メツセージには、Ｐ
ＳＭＫのもとで暗号化されたＰＤＫ、ＰＭＫのもとで暗
号化されたＰＳＭＫ、現行ＵＭＫのもとで暗号化された
ＰＭＫ、および現行ＵＭＫのシリアル番号が皆格納のた
め付加される。メツセージは他のＵＡから受取られ安全
に格納されたメツセージに関して行なうのと実質的に同
様にして解読することによυ回復することができる。
システムはまた、他のＵＡから受信したものであろうと
ローカルに発生したものであろうと、ローカルに格納さ
れているメツセージの認証を行う。
このような認証の目的はローカルに格納されているメツ
セージを、もちろん安全モジュール１６ではないがＰＣ
ｌ４やディクスメモリ１５等の記憶装置（第１図）にア
クセスすることができる部外者による妨害から防護する
ことである。このような部外者はメンセージを削除し、
メツセージを変更し、あるいはメツセージを挿入しよう
とするかもしれないからである。
ディスクメモリ１５等の記憶装置（またはＰＣｌ４の内
部記憶装置）には長さがいろいろで且つ記憶装置全体に
渡っているいろなロケーションに配置された各種のメソ
セージ１１１（第６図）が入っている。（もちろん個々
のメンセージは、ここに述べた原理に影響を与えること
なく、連続しないページの系列に普通の仕方で配置する
ことができる。）これらメツセージと関連してディレク
トリ１１２がある。このディレクトリ１１２は区画１１
３に各メツセージの識別用タイトルとディスクメモリ１
５の中のメソセージのロケーションをリストするもので
ある。メソセージがディスクメモリ１５に入ると、それ
に対応するＭＡＣがメソセージ認証コード計算ユニット
４２により、メツセージ自身が七のもとで暗号化された
基本キーを用いて、計算される。このＭＡＣはブイレフ
１−ＩＪ１１２の区画１１４に、区画１１３に格納され
ているメツセージのタイトルとロケーションに関連付け
て格納される。その他に、ブイレフ）　！Ｊ　１１２の
ＭＡＣの全体のリストが特殊メツセージとして取扱われ
、これらＭＡＣに対してグローバルＭＡＣすなわちスー
パーＭＡＣが計算される。このグローバルＭＡＣは安全
モジュール１６の内部に設置されたグローバルＭＡＣレ
ジスタ１１５に格・納される。
ディレクトリ１１２にリストされているところの格納さ
れているファイルの個々の完全性をチェックしたい場合
には、そのＭＡＣを計算し、ディレクトリ１１２に格納
されているＭＡＣと比較する。
これらＭＡＣは暗号化キーを用いて計算されるので、部
外者がファイルを修正しようとしても、修正したファイ
ルの正しいＭＡＣを作ることができない。したがってデ
ィレクトリ１１２０ＭＡＣはその個々のファイルを認証
する。ファイルの全セットの完全性をチェックしなけれ
ばならない場合には、ディレクトリのＭＡＣのグローバ
ルＭＡＣを計算し、安全モジュール１６の中のＭＡＣコ
ンパレータ４４（第２図）により、グローバルＭＡＣレ
ジスタ１１５に格納されているグローバルＭＡＣと比較
する。部外者がディレクトリ１１２を何らからの仕方で
、たとえばエントリを削除したり、エントリの順序を変
更し、あるいはエントリを挿入したシして、変更すれば
、グローバルＭＡＣが変ることになる。そしてグローバ
ルＭＡＣは安全モジュール１６に格納されていてこれに
は部外者がアクセスすることができないから、部外者は
それを変更することができず、変造されたディレクトリ
のグローバルＭＡＣはグローバルＭＡＣレジスタ１１５
に格納されているグローバルＭＡＣと合わないことにな
る。（ＭＡＣはすべてキーを用いて計算されているので
、部外者は変更されたファイルのグローバルＭＡＣを計
算することはできない。
しかし仮にグローバルＭＡＣにアクセス可能であったと
すれば、部外者は前のバージョンによシフアイル全体お
よびグローバルＭＡＣを交換するととができる。） もちろん、個々のファイルのＭＡＣを格納されたファイ
ルの一部として格納することができることは理解される
であろう。この場合、グローバルＭＡＣの計算にあたっ
てはブイレフ１Ｊ１１２を使用して、そのメツセージか
ら格納されている各ＭＡＣが探し出される。また、ディ
レクトリ１１２が充分太きければ、これを区画に分割し
て、区画ＭＡＣをその区画で識別されるメゾセージのＭ
ＡＣから各区画について計算し、グローバルＭＡＣを区
画ＭＡＣから計算するようにすることができる。
区画ＭＡＣは平文で格納することができる。この場合こ
れら区画ＭＡＣは部外者が修正することができるが、そ
のような区画ＭＡＣはその区画に関連するメツセージか
ら計算したＭＡＣとうまく合致しないか、あるいはその
グローバルＭＡＣがグローバルＭＡＣレジスタ１１５に
格納されているグローバルＭＡＣとうまく合致しないこ
とになる。
ディレクトリ１１２はもちろんディスクメモリ１５に設
置することができる。グローバルＭＡＣを安全モジュー
ル１６のレジスタに格納するがわりに、これを安全モジ
ュール１６の外部に格納することができる。ただし、こ
れは格納された情報のすべてを以前のバージョンで検出
されることなく置換えることができるという上に記した
危険を冒すことになる。
ユーザが格納されているメンセージを、たとえばメツセ
ージを変更し、新しいメツセージを追加し、あるいはメ
ツセージを削除して、変更したい場合には、付与された
。すなわち加えられたメツセージのＭＡＣを計算してデ
ィレクトリ１１２に格納するか、あるいはディレクトリ
１１２がら削除されたメツセージのＭ　Ａ　Ｃおよび新
しいグローバルＭＡＣを計算してグローバルＭＡＣレジ
スタ１１５に格納するかしなければならない。これには
新しいＭＡＣの計算（これはメツセージの内部の認証に
必要である）とメソセージＭＡＣからの新しいグローバ
ルＭＡＣの計算が行なわれるだけである。
変更されないメツセージのＭＡＣは不変であり、これら
メツセージの処理は不要である。
ＵＡの変更 ユーザがＵＡを彼自身のＵＡであるＵＡＩがら別のＵＡ
であるＵＡ２に一時的にまたは永久的に変えたいことが
ある。一時的に変えたい場合は、ユーザは自分の通常の
ＬＥＡに向けられたメツセージを読むのに一時的に新し
いＵＡを使用することができるようにしたくなる。また
永久的に変えたい場合は、ユーザは自分の古いＵＡから
新しいＵＡに全てを転送したくなる。これら二つの場合
の取扱いは異なる。
前者の場合では、ユーザはＫＤＣに、他のどの端末を使
用したいかを指定して旅行キー（ｊｏｕｒｎｅｙｋｅｙ
　）を要求する。ＫＤＣはこれを受けると直ぐユーザに
旅行キーを発行し、ユーザが訪問して旅行キーに応答す
るＵＡを設定し、旅行キー（０Ｍ２のＵＭＫおよびＣＤ
Ｋのキー階層のもとで暗号化されている）をＵＡ２に送
り、ここでＵＡＩのアドレス・コードとともに旅行キー
・レジスタ１０７に格納される。ユーザはまた受信した
すべてリメノセージな格納するとともにＵＡ２からの呼
出しに対してそれらをＵＡ２に送って応答するため、彼
自身のＵＡを設定する。このメンセージの転送はＵＡＩ
がメツセージを解読し、これを再び旅行キー（通常のラ
ンダムなＭＫとともに）のもとで暗号化してから、修正
したメツセージなＵＡ２に送ることによシ行われる。Ｕ
Ａ２では、ユーザはメソセージを解読するのに彼の旅行
キーを使用する。この技法では同じメツセージを相異な
る複数キーのもとで暗号化して送信するということがあ
シ、また所与の使用後は旅行キーを更新できないので、
利用に当っては注意しなければならない。また、後者の
場合では、ユーザのＵＭＫをＵＡ２に物理的に輸送し、
そこに設置しなければない。（賞？箔、以前の全てのＵ
ＭＫも同様に設置して、安全に格納されているメツセー
ジを転送することができる。）次にＫＤＣとのリンクを
上述のように確立し、次に他のＵＡとのリンクを確立す
る。ＵＡ２に既に格納されてたキーはすべて、もちろん
、新しいユーザのＵＭＫが設置される前に破壊され、Ｕ
ＡＩＯ中のキーもすべて同様に破壊される。ＵＡＩに安
全に格納されているすべてのキーは、更に暗号化される
ことなく、すなわち暗号化されたメツセージの格納形態
プラスＵＭＫのシリアル番号までの付属部という形で、
ＵＡ２に送られるので、新しく設置されたＵＭＫのもと
でＵＡ２において解読することができる。
ＫＤＣメツセージの記録 ＵＡでは、キーに対する、すなわち安全モジュールの内
容に対するバックアップ・システムが存在しない。これ
は安全モジュール外で利用できるキーを設けることは重
大な弱点となるからである。
ＵＡで起きた障害はＵＡを再起動させることによっての
み回復できる。ＫＤＣは各ＵＡに対するＵＭ　Ｋの完全
なセットを保持しておシ、適切なセントをキー分配径路
１３を通して送シ且つ設置することができるので、安全
に格納されているメツセージをすべて読取ることができ
る。そこでＵＡを再設して安全に格納されたメツセージ
を読取ることができるようにしなければならない。次に
ＵＡはまずＫＤＣとのリンクを、次に接続したい他のＵ
Ａとのリンクを再び確立しなければならない。
（Ｕ　Ａ　ＩＪンクの最初の設定の場合のように、この
動作のうちの多くの部分はキー分配径路１３を通ってＫ
　Ｄ　Ｃから伝えられた一組の格納メツセージにより行
うことができる。）その障害期間中それに向けられたメ
ツセージはすべて失なわれており取出し不能になる。自
分のメツセージが失なわれてしまったユーザは、故障し
たＵＡが回復し、そのリンクが再確立された時点で、そ
のメツセージを再送したいか否かを決定する責任がある
。
ＫＤＣの故障を処理する設備はこれとは異なんＫＤＣは
自分が送受したすべてのメツセージの記録つまｐログを
、それが処理を受けた順序に、保持している。このログ
は支援用の記憶手段１９に保持されている。また、ＫＤ
Ｃの状態が記憶手段１９に定期的に格納される。ＫＤＣ
に故障が発生すると、オペレータはＫＤＣを以前に格納
された状態まで記憶手段１９から回復しながらバックア
ップしなければならない。次にそのとき以後に発生した
すべてのメツセージのログをＫ　Ｄ　Ｃに再生して戻す
。これによりＫＤＣがその正しい現在の状態にまでなる
。ただし、その時間中にＫＤＣが発生し送出したキーは
すべて失なわれている。したがって、ログの再生中、キ
ーの発生および送出に関係しているメツセージは反復さ
れ、したがって新しいキーがＵＡに送出されて、先に送
出されたがＫＤＣでは失なわれたものと置き換わる。こ
のようにしてシステム全体が一貫した状態に回復する。
〔発明の効果〕
以上詳細に説明したように、本発明によれば、メツセー
ジの再送が確実に行え、また過度のオーバーヘッドをシ
ステムにもたらすこともない。
【図面の簡単な説明】
第１図は本発明の一実施例の全体的構成を説明するため
の図、第２図は第１図中の端末の主要部の構成を説明す
るための図、第３図は第１図中のＫＤＣの主要部の構成
を説明するための図、第４図は第１図中の端末の他の主
要部の構成を説明するための図、第４Ａ図は第４図の部
分的構成を示す図、第５図は第３図中のＫＤＣにおける
再送動作を説明するための図、第６図は第１図中の端末
の他の主要部の構成を説明するための図である。 １０　、ＩＯＡ、ＩＯＢ：端末 １１：通信媒体 １２：ＫＤＣ １３：キー分配径路 １４．１４Ａ：ＰＣ ｌ５．１５Ａ：ディスクメモリ １６．１６Ａ、１７：安全モジー−ル １８：計算ユニット １９：記憶手段 ２０：部外者 ３０：制御回路 ３１：キー輸送ユニット ３２　：ＵＭＫレジスタ ３３　、４０　：使用カウンタ ３３Ａ：ＣＤＫキ一番号レジスタ ３４：ＣＤＫレジスタ ３６：ランダム信号発生器 ３７：メソセージ・アセンブリーレジスタ３８：メツセ
ージタイプフォーマント記憶領域３９：ＭＫレジスタ ４０Ａ：ＵＭＫキ一番号レジスタ ４１：暗号化／解読ユニット ４２：メツセージ認証コード計算ユニット４３：インタ
フェース・ユニット ４４：コンパレータ ４６：ＣＤＫルジスタ ４７：ＣＤＫ２レジスタ ４８．４９　：　ＣＤＫ番号レジスタ ５０：制御ユニット ５１：メソセージ・アセンブリ処理回路５２：メッセー
ジ拳アセンフ゛す・レジスタ６０：マルチプレクサ ６１：セレクタ回路 ７３ニレジスタ フ４：マルチプレクサ ７５：メソセージ・アセンブリ処理回路７６：セレクタ
スイッチ ７７．７８：ピット・レジスタ ９５：記憶装置 ９７：レジスタ ９８：タイマ １０５：ＵＭＫ履歴記憶装置 １０６：安全格納キー・ブロック １０７：旅行キー・レジスタ １１１：メソセージ １１２：ディレクトリ

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 複数の端末を有し前記端末間でシステムメッセージが送
    られ確認応答が返送されるメッセージ伝送システムにお
    いて、 前記端末の各々は他の前記端末へ単なる確認応答以外で
    前記システムメッセージを送ったときは前記端末毎に該
    システムメッセージを記憶し、確認応答のメッセージが
    受け取られたことに応答して対応する前記記憶されたシ
    ステムメッセージを消去し、 他の前記端末へ新たなメッセージを送ることが必要とな
    ったとき該新たなメッセージの前に該他の端末に対応す
    る前記記憶されたメッセージを正しい順序で配列したも
    のを含むパケットを構成する ことを特徴とするメッセージ伝送システム。
JP63050528A 1987-03-03 1988-03-03 メッセージ伝送方法 Expired - Fee Related JP2637456B2 (ja)

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Publications (2)

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