DE102009024604B4

DE102009024604B4 - Erzeugung eines Session-Schlüssels zur Authentisierung und sicheren Datenübertragung

Info

Publication number: DE102009024604B4
Application number: DE102009024604A
Authority: DE
Inventors: Berndt Dr. Gammel; Wieland Dr. Fischer; Stefan Dr. Mangard
Original assignee: Infineon Technologies AG
Current assignee: Infineon Technologies AG
Priority date: 2009-06-10
Filing date: 2009-06-10
Publication date: 2011-05-05
Anticipated expiration: 2029-06-11
Also published as: DE102009061045B4; US20100316217A1; FR3002400A1; FR2947126A1; US8861722B2; JP2011010291A; US20140169557A1; US9509508B2; JP2014017841A; JP5784084B2; DE102009061045A1; DE102009024604A1; FR2947126B1; FR3002400B1

Abstract

Vorrichtung (20) zur Erzeugung eines Session-Schlüssels (k₀), der einem ersten Kommunikationspartner (P; T) und einem zweiten Kommunikationspartner (T; P) bekannt ist, für den ersten Kommunikationspartner (P; T), aus einer geheimen Information (k_IV), die von dem ersten und dem zweiten Kommunikationspartner ermittelbar ist, mit folgenden Merkmalen:
einer Einrichtung (22) zum Erhalten einer Zufallszahl (r_P; r_T);
einer Einrichtung (24) zum Berechnen des Session-Schlüssels (k₀) unter Verwendung einer Verknüpfung zumindest eines Teils der Zufallszahl (r_P; r_T) und eines Teils der geheimen Information (k_IV); und
einer Einrichtung (28) zum Verwenden des Session-Schlüssels (k₀) für eine Kommunikation mit dem zweiten Kommunikationspartner,
wobei die Einrichtung (22) zum Erhalten der Zufallszahl angepasst ist, um eine erste Zufallszahl (r_P) zufällig oder pseudo-zufällig zu ermitteln und um eine zweite Zufallszahl (r_T) von dem zweiten Kommunikationspartner zu erhalten, und wobei die Einrichtung (24) zum Berechnen des Session-Schlüssels (k₀) angepasst ist, um den Session-Schlüssel (k₀) basierend auf...

Description

Ausführungsbeispiele der vorliegenden Erfindung beziehen sich auf eine Erzeugung eines Session-Schlüssels, wie es beispielsweise für eine sichere gegenseitige Authentisierung zwischen zwei Kommunikationspartnern und eine nachfolgende Datenübertragung eingesetzt werden kann.
Eine sichere gegenseitige Authentisierung zwischen zwei Kommunikationspartnern, wie beispielsweise zwei Teilnehmerendgeräten in Form eines Lesegeräts und einer kontaktlosen Datenkarte, kann bei einem symmetrischen kryptographischen Verfahren beispielsweise über ein sog. Challenge-Response-Verfahren (übersetzt etwa Herausforderung-Antwort-Verfahren), wie z. B. einem Zwei- oder Drei-Wege-Challenge-Response-Verfahren, durchgeführt werden. Ein Challenge-Response-Verfahren ist ein Authentifizierungsverfahren eines Kommunikationspartners auf Basis von Wissen. Hierbei stellt ein Kommunikationspartner eine Aufgabe (engl. challenge), die der andere lösen muss (engl. response), um zu beweisen dass er eine bestimmte Information kennt. Derartige Verfahren sind im Allgemeinen anfällig gegen Seitenkanalangriffe, wie beispielsweise DPA (Differential Power Analysis), EMA (Electro-Magnetic Analysis), usw. D. h., ein Angreifer kann beispielsweise durch Aufzeichnen von Stromprofilen (EM-Abstrahlungsprofilen) bei wiederholten Authentisierungsversuchen zwischen den Kommunikationspartnern mit relativ geringem Aufwand einen geheimen Schlüssel eines der beiden Endgeräte rekonstruieren und damit dieses Endgerät prinzipiell klonen.
Hardwaretechnische Maßnahmen zum Schutz einer der Authentisierung zugrundeliegenden Verschlüsselung, wie beispielsweise einer Blockverschlüsselung, sind dabei relativ kostenintensiv.
Die DE 603 08 384 T2 offenbart eine Vorrichtung zum gesicherten Datenaustausch zwischen zwei Vorrichtungen, insbesondere zwischen einem Sicherheitsmodul und einem Empfänger, wobei die erste Vorrichtung zumindest einen ersten Verschlüsselungsschlüssel eines Paares asymmetrischer Verschlüsselungsschlüssel aufweist und die zweite Vorrichtung zumindest einen zweiten Verschlüsselungsschlüssel des Paares asymmetrischer Verschlüsselungsschlüssel aufweist, wobei diese Schlüssel im Voraus in der ersten Vorrichtung und der zweiten Vorrichtung initialisiert werden. In der ersten Vorrichtung wird eine erste Zufallszahl erzeugt. In der zweiten Vorrichtung wird eine zweite Zufallszahl erzeugt. Die erste Zufallszahl wird mit dem ersten Verschlüsselungsschlüssel verschlüsselt. Die zweite Zufallszahl wird mit dem zweiten Verschlüsselungsschlüssel verschlüsselt. Die verschlüsselte erste Zufallszahl und die verschlüsselte zweite Zufallszahl werden an die jeweils andere Vorrichtung übermittelt und von der jeweils anderen Vorrichtung entschlüsselt. Schließlich werden die Zufallszahlen, also in jeder Vorrichtung die erzeugte und die entschlüsselte Zufallszahl kombiniert, um einen Sitzungsschlüssel zu erzeugen, der verwendet wird, um zwischen den Vorrichtungen ausgetauschte Informationen zu verschlüsseln.
Die DE 602 08 273 B2 offenbart ein Verfahren zur Schlüsselübereinkunft in einem sicheren Kommunikationssystem, welches sich auf einen gemeinsamen, auf zwei Werten beruhenden Geheimcode stützt, wobei die Werte von jeweils unterschiedlichen Vorrichtungen generiert werden.
Die WO 01/41892 A2 offenbart ein Verfahren und ein System zum sicheren bargeldlosen Spielen, wobei das System eine Mehrzahl von Spielgeräten aufweist, die mit einem zentralen Host-Netz verbunden sein können oder nicht. Jedes Spielgerät umfasst ein intelligentes Datenlesegerät, das einem Sicherheitsmodul zwischen dem Lesegerät und dem Spielgeräteprozessor eindeutig zugeordnet ist. Ein tragbares Datengerät, das ”Credits” hat, wird verwendet, um den Spielern zu erlauben, die verschiedenen Spielgeräte zu bedienen. Hierzu gibt es eine Authentifizierung vor einer Spielsitzung mit diversen Transaktionen.
Die Aufgabe der vorliegenden Erfindung besteht somit darin, ein gegenüber herkömmlichen Schutzmaßnahmen verbessertes Konzept gegen Seitenkanalangriffe bereitzustellen.
Diese Aufgabe wird gelöst durch eine Vorrichtung mit den Merkmalen des Patentanspruchs 1 oder 23, ein Verfahren gemäß Patentanspruch 19 oder 24, sowie einem Computerprogramm gemäß Patentanspruch 25.
Ausführungsbeispiele der vorliegenden Erfindung basieren auf der Verwendung eines protokollbasierten Verfahrens, welches den Einsatz einer nicht gegenüber Seitenkanalangriffen geschützten und damit kostengünstigeren Verschlüsselungsimplementierung erlaubt. Ausführungsbeispiele ermöglichen eine gegen Seitenkanalangriffe sichere Ableitung eines sog. „Session Keys” bzw. Session-Schlüssels. D. h., für eine Authentisierung und Sicherung einer nachfolgenden Datenübertragung zwischen zwei Kommunikationspartnern kann von einem individuellen „Root-Key” bzw. Basisschlüssel eines der Endgeräte ein sitzungsspezifischer Einmal-Schlüssel (Session-Schlüssel) abgeleitet werden. Dabei basiert die Ableitung des Session-Schlüssels auf einer Zuhilfenahme von Zufallszahlen, die gemäß Ausführungsbeispielen zwischen den beiden Kommunikationspartnern ausgetauscht werden können. Eine Bereitstellung der Zufallszahlen durch einen Dritten, einer sog. vertrauenswürdigen dritten Partei (Trusted Third Party), ist dabei ebenfalls denkbar.
Ausführungsbeispiele der vorliegenden Erfindung werden nachfolgend bezugnehmend auf die beiliegenden Figuren näher erläutert. Es zeigen:
1 eine schematische Darstellung eines kryptographischen Protokolls gemäß einem Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung;
2A ein Blockdiagramm einer Vorrichtung zur Erzeugung eines Session-Schlüssels gemäß einem Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung;
2B ein Blockdiagramm einer Vorrichtung zur Erzeugung eines Session-Schlüssels gemäß einem weiteren Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung.
2C ein Blockdiagramm einer Vorrichtung eines Session-Schlüssels gemäß einem noch weiteren Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung;
3 ein Ablaufdiagramm eines Verfahrens zur Erzeugung eines Session-Schlüssels gemäß einem Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung;
4 eine Darstellung eines Ablaufs eines Authentisierungsprotokolls gemäß einem Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung;
5a eine detaillierte Darstellung einer Erzeugung eines Session-Schlüssels und einer gegenseitigen Authentisierung gemäß einem ersten Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung;
5b eine detaillierte Darstellung einer Erzeugung eines Session-Schlüssels und einer gegenseitigen Authentisierung gemäß einem weiteren Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung;
6 ein Überblicksschema eines Datenaustauschprotokolls gemäß einem Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung;
7 eine Darstellung einer Berechnung eines aus dem Session-Schlüssel abgeleiteten Schlüssels für eine Datenübertragung zwischen den beiden Kommunikationspartnern, gemäß einem Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung;
8 eine schematische Darstellung eines zu übertragenden Datenrahmens;
9 eine schematische Darstellung einer Erzeugung eines Prüfteils zur Authentifizierung einer Nachricht gemäß einem Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung;
10 eine schematische Darstellung einer Erzeugung von aufeinanderfolgenden Prüfteilen zur Authentifizierung aufeinanderfolgender Nachrichten gemäß einem Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung;
11 eine schematische Darstellung eines verschlüsselten Datenrahmens;
12 eine schematische Darstellung einer Verschlüsselung eines zu übertragenden Datenrahmens gemäß einem Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung;
13 eine schematische Darstellung einer Verschlüsselung aufeinanderfolgend zu übertragender Datenrahmen gemäß einem Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung;
14 eine schematische Darstellung einer Entschlüsselung eines empfangenen Datenrahmens gemäß einem Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung;
15A eine schematische Darstellung eines autonomen nicht linear rückgekoppelten Schieberegisters gemäß einem Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung; und
15B eine schematische Darstellung eines nicht linear rückgekoppelten Schieberegisters mit Einkopplung gemäß einem Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung.
Ausführungsbeispiele der vorliegenden Erfindung ermöglichen eine sichere gegenseitige Authentisierung zweier Kommunikationspartner, die im Nachfolgenden ohne Beschränkung der Allgemeinheit als Terminal bzw. Lesegerät T und kontaktlose Chipkarte P (Proximity Integrated Circuit Card, PICC) bezeichnet werden sollen. Generell sind natürlich auch andere Konfigurationen der beiden Kommunikationspartner, wie z. B. Server-Client-Konfigurationen, vorstellbar. Proximity-Karten werden im Allgemeinen in unmittelbarer Nähe (Proximity) eines Lesegeräts beispielsweise für Zahlungszwecke benutzt. Es kann sich dabei um eine passive Chipkarte, insbesondere eine passive RFID-Chipkarte (RFID = Radio Frequency Identification) handeln, die ihre Energie aus dem Lesegerät bezieht. Derartige Proximity-Karten können beispielsweise bei Frequenzen von 125 kHz oder 13.56 MHz arbeiten.
Ferner erlauben Ausführungsbeispiele der vorliegenden Erfindung einen Integritätsschutz von zwischen den beiden Kommunikationspartnern T und P nach der Authentisierung ausgetauschten Nachrichten. Ebenfalls möglich ist ein Schutz der ausgetauschten Nachrichten selbst, d. h. ein Vertraulichkeitsschutz. Dabei können sich die Kommunikationspartner nach einer gegenseitigen Authentisierung gemäß einem Ausführungsbeispiel entweder auf einen Datentransfermodus mit Integritätsschutz oder auf einen Datentransfermode mit Vertraulichkeitsschutz einigen. Voraussetzung ist, dass sowohl von dem ersten und dem zweiten Kommunikationspartner eine gemeinsame geheime Information ermittelbar ist, ähnlich wie bei der sog. Private Key Kryptographie.
1 zeigt eine schematische Darstellung eines kryptographischen Teils eines Kommunikationsprotokolls gemäß einem Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung. Der kryptographische Teil des Protokolls besteht dabei aus zwei Teilen: einer Authentisierung 10 und einem darauffolgenden Datentransfer 12.
Während der Authentisierung 10 authentisieren sich die beiden Kommunikationspartner P und T gegenseitig. Dies kann gemäß Ausführungsbeispielen im Rahmen eines Drei-Wege-Challenge-Responseprotokolls geschehen. Das Ergebnis der Authentisierung 10 ist entweder eine Akzeptanz oder eine Ab- bzw. Zurückweisung des jeweils anderen Kommunikationspartners. Im Falle einer Akzeptanz resultiert aus der Authentisierung 10 ein gemeinsames zeitweises Geheimnis, ein sog. Session Key bzw. Session-Schlüssel k₀, und eventuell einige zusätzliche Informationen, welche für den darauffolgenden Datentransfer 12 benötigt werden.
Nach einer erfolgreichen Authentisierung 10, kann der erste Kommunikationspartner P Teile seines Speichers für einen Zugriff von dem zweiten Kommunikationspartner T freigeben. Dadurch kann der zweite Kommunikationspartner T bestimmte Datenblöcke, für die er entsprechende Zugriffsrechte besitzt, lesen und/oder schreiben. Dabei kann das Lesen/Schreiben aus/in P's nicht flüchtigen Speicher (NVM = Non Volatile Memory) von P durchgeführt werden. Die Befehle dafür können aber von dem zweiten Kommunikationspartner T stammen. Dies gilt insbesondere für Ausführungsbeispiele, in denen der erste Kommunikationspartner P eine kontaktlose Chipkarte und der zweite Kommunikationspartner T ein Lesegerät ist.
Um den Datentransfer 12 abzusichern, existieren gemäß Ausführungsbeispielen zwei Maßnahmen:

– Ein Datenintegritätsschutz-Mechanismus, auch bezeichnet als MAC-Modus (MAC = Message Authentication Code).
– Einen Vertraulichkeitsschutzmechanismus, bezeichnet als Verschlüsselungsmodus.

Gemäß Ausführungsbeispielen kann lediglich einer der Schutzmodi zu einer bestimmten Zeit für den Datentransfer 12 zwischen den beiden Kommunikationspartnern P und T benutzt werden. Der Schutz des Datentransfers 12 ist durch den während der vorhergehenden Authentisierung ermittelten Session-Schlüssel k₀ an die Authentisierung 10 gebunden.

– Für den Integritätsschutz wird der Session-Schlüssel k₀ gemäß Ausführungsbeispielen als Basisschlüssel verwendet, um sog. Message Authentication Codes (MAC), d. h., Prüfteile zur Authentifizierung einer gesendeten Nachricht zu generieren.
– Für den Vertraulichkeitsschutz wird der Session-Schlüssel k₀ als Basisschlüssel verwendet, um übermittelte Datenpakete zu verschlüsseln.

Nachdem anhand von 1 ein Überblick über das erfindungsgemäße Konzept gegeben wurde, sollen anhand der weiteren Figuren Ausführungsbeispiele der vorliegenden Erfindung detaillierter beschrieben werden.
2A zeigt dazu schematisch eine Vorrichtung 20 zur Erzeugung eines Session-Schlüssels k₀, der einem ersten Kommunikationspartner und einem zweiten Kommunikationspartner bekannt ist, für den ersten Kommunikationspartner. Dabei wird der Session-Schlüssel k₀ aus einer geheimen Information k_IV, die von dem ersten und dem zweiten Kommunikationspartner ermittelbar ist, erzeugt. Die Vorrichtung 20 ist dazu dem ersten Kommunikationspartner zugeordnet. Welcher der beiden hier betrachteten Kommunikationspartner P und T dabei als erster oder zweiter Kommunikationspartner bezeichnet wird, ist vollkommen unerheblich.
Die Vorrichtung 20 umfasst eine Einrichtung 22 zum Erhalten einer Zufallszahl r. Zumindest ein Teil r_P oder r_T der Zufallszahl r kann einer Einrichtung 24 zum Berechnen des Session-Schlüssels k₀ unter Verwendung einer Verknüpfung des zumindest einen Teils der Zufallszahl und eines Teils der geheimen Information k_IV zugeführt werden. Für den Erhalt der geheimen Information k_IV ist eine Einrichtung 26 vorgesehen. Der berechnete Session-Schlüssel k₀ kann dann von einer Einrichtung 28 für eine Kommunikation mit dem zweiten Kommunikationspartner (nicht gezeigt) verwendet werden. Für die Kommunikation mit dem zweiten Kommunikationspartner ist eine Schnittstelle 29 mit einem Eingang 29a und einem Ausgang 29b vorgesehen.
Je nachdem, in welchem Kommunikationspartner die Vorrichtung 20 zur Erzeugung des Session-Schlüssels k₀ eingesetzt wird, können sich unterschiedliche Anforderungen an die einzelnen Blöcke bzw. Einrichtungen der Vorrichtung 20 ergeben. Wird die Vorrichtung 20 beispielsweise in einer Proximity-Karte P eingesetzt, so sind gemäß Ausführungsbeispielen verschiedene Ressourcen vorgesehen, um eine sichere Authentisierung und einen sicheren Datentransfer zwischen P und T zu gewährleisten. Ein Blockdiagramm einer in einer Proximity-Karte P integrierten Vorrichtung 20 ist in 2B gezeigt.
Die Einrichtung 26 zum Erhalten der geheimen Information k_IV ist gemäß diesem Ausführungsbeispiel ausgebildet, um eine chip-individuelle Identifikation IV des ersten Kommunikationspartners, d. h. also beispielsweise der Proximity-Karte P, bereitzustellen und daraus die geheime Information k_IV abzuleiten. Dies kann auf herstellerspezifische Art und Weise geschehen.
Die Einrichtung 22 zum Erhalten der Zufallszahl umfasst gemäß Ausführungsbeispielen einen kryptographischen Zufallszahlengenerator RNG als Hardwaremodul. Damit kann zumindest ein Teil r_p der Zufallszahl r erzeugt werden.
Gemäß einem Ausführungsbeispiel umfasst die Einrichtung 24 zum Berechnen des Session-Schlüssels k₀ ein Hardwaremodul für eine Ver- bzw. Entschlüsselung. Dabei kann es sich um eine Blockverschlüsselung, insbesondere um eine Blockverschlüsselung gemäß dem AES-Standard (AES = Advanced Encryption Standard), handeln. Die Verknüpfung des zumindest einen Teils r_P der Zufallszahl und des Teils der geheimen Information k_IV kann seitens einer kontaktlosen Chipkarte P von einem Hardwaremodul NLM durchgeführt werden. Bei der Verknüpfung handelt es sich dabei gemäß einem Ausführungsbeispiel um eine nichtlineare Verknüpfung bzw. Abbildung (NLM = Non Linear Map).
Bei einem Lesegerät T kann im Allgemeinen davon ausgegangen werden, dass es sich in einer gegen Angriffe gesicherten Umgebung befindet. Daher sind an die hardwaretechnische Implementierung eines Lesegerätes weniger sicherheitsrelevante Anforderungen zu stellen. Rein vom schematischen Aufbau unterscheidet sich daher eine seitens eines Lesegeräts T integrierte Vorrichtung 20 zur Erzeugung des Sessionschlüssels k₀ nicht von einer seitens einer Chipkarte P umfassten Vorrichtung 20 zur Erzeugung des Session-Schlüssels k₀. Gemäß Ausführungsbeispielen wird lediglich die geheime Information k_IV seitens des Lesegeräte T auf andere Weise erhalten, weshalb es prinzipielle Unterschiede zwischen den Kommunikationspartnern im Hinblick auf die Einrichtung 26 geben kann. Dies ist in 2C gezeigt.
Seitens eines Lesegeräts T kann die Einrichtung zum Erhalten der geheimen Information k_IV ausgebildet sein, um die geheime Information k_IV basierend auf einer gerätespezifischen Identifikation IV der Chipkarte P und einem Generalschlüssel k_M zu erhalten. Dabei können der Generalschlüssel k_M und die gerätespezifische Identifikation IV einer Schlüsselgewinnungsfunktion KD zugeführt werden, um k_IV zu ermitteln.
Bevor detaillierter auf ein Ausführungsbeispiel eines erfindungsgemäßen Verfahrens zur Erzeugung eines Session-Schlüssels eingegangen wird, soll anhand von 3 ein grober Überblick über die Verfahrensschritte gegeben werden.
Dabei können die einzelnen Verfahrensschritte von jedem der beiden Kommunikationspartner durchgeführt werden. Ebenso können die Verfahrensschritte aber auch unterschiedlich auf die beiden Kommunikationspartner aufgeteilt werden. Schließlich ist es ebenso denkbar, dass eine dritte glaubwürdige Identität die Verfahrensschritte durchführt.
In einem ersten Schritt 32 wird eine Zufallszahl r oder ein Teil davon erhalten. In einem zweiten Schritt 34 wird der Session-Schüssel k₀ unter Verwendung einer Verknüpfung zumindest eines Teils der Zufallszahl und eines Teils der geheimen Information k_IV berechnet. Daraufhin wird in einem dritten Schritt 36 der berechnete Session-Schlüssel k₀ für eine Kommunikation zwischen den beiden Kommunikationspartnern P und T verwendet.
Für die nachfolgende detaillierte Beschreibung wird folgende mathematische Notation verwendet:
Mathematische Gleichheit zweier Ausdrücke x und y wird ausgedrückt durch x = y, (1) wobei eine Zuweisung eines Werts x zu einer Variablen y geschrieben wird als y := x. (2)
Eine Verkettung z von zwei Binärzahlen x und y ist z := x||y. (3)
Eine Modulo-2-Addition bzw. bitweises Exklusiv-ODER zweier binärer Zahlen x und y wird geschrieben als z := x XOR y (4)
Eine Verschlüsselung eines 2^x-Bit Datenblocks m mittel eines 2^y-Bit Schlüssels k wird nachfolgend gemäß c := AES(key = k, m) (5) ausgedrückt, wobei Ausführungsbeispiele der vorliegenden Erfindung eine Blockverschlüsselung, insbesondere eine Verschlüsselung gemäß dem AES-Standard vorsehen. Dementsprechend wird eine Entschlüsselung als m := AES^–1(key = k, c) (6) bezeichnet, wobei es sich um eine Blockentschlüsselung gemäß dem RES-Standard handeln kann.
Ein Ablaufdiagramm zur Erzeugung des Session-Schlüssels k₀ und einer gegenseitigen Authentisierung der zwei Kommunikationspartner P und T gemäß einem Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung ist in dem Ablauf-/Sequenzdiagramm in 4 gezeigt.
Im Folgenden werden zu jedem Schritt seitens des ersten Kommunikationspartners P und des zweiten Kommunikationspartners T detaillierte Erläuterungen unter Berücksichtigung einer Ausführungsreihenfolge der individuellen Schritte gegeben. Für das anhand von 4 dargestellte Ausführungsbeispiel ist die beschriebene Reihenfolge der einzelnen Schritte wichtig. Die Schritte werden dabei mit P0, P1, ...., n bzw. T0, T1, ..., Tn bezeichnet, wobei P den ersten Kommunikationspartner, T den zweiten Kommunikationspartner und die Indizes n die zeitliche Reihenfolge bedeuten Schritte, welche gleichzeitig ausgeführt werden können, oder welche vertauscht werden können, um eine Implementierung zu erleichtern, werden explizit hervorgehoben. Für eine vereinfachte Darstellung wird jedem Schritt auch ein Name gegeben.
P1: Erzeugen einer Zufallszahl seitens des ersten Kommunikationspartners P:
Der On-Chip-Zufallsgenerator RNG kann gestartet werden, um, gemäß einem Ausführungsbeispiel, zwei Zufallszahlen r_P und R_P zu erzeugen. R_P kann gemäß Ausführungsbeispielen 128 Bit breit sein und als sog. „Challenge” bzw. Herausforderung an den zweiten Kommunikationspartner T gesendet werden. Gemäß einem Ausführungsbeispiel ist r_P 32 Bit breit und kann zur Berechnung des Session-Schlüssels k₀ genutzt werden. R_P und r_P werden als Binärzahlen mit unabhängig und gleichverteilten Zufallsbits angenommen. Gemäß einem Ausführungsbeispiel ist die Einrichtung 22 zum Erhalten der Zufallszahl also angepasst, um zumindest einen ersten Teil der Zufallszahl zufällig oder pseudozufällig zu ermitteln.
P2: Erste Nachricht vom ersten Kommunikationspartner P zum zweiten Kommunikationspartner T:
Gemäß Ausführungsbeispielen verkettet der erste Kommunikationspartner P seine Geräteidentifikation IV, den P-seitigen Session-Schlüssel-Zufallswert r_P und die P-seitige zufällige Challenge R_P zu einer ersten Nachricht M₁, welche zu dem zweiten Kommunikationspartner T übertragen wird: M₁ := IV||r_p||R_P. (11)
D. h., nach dem Erhalten der Zufallszahlen r_P und R_P, wird r_P zusammen mit R_P und der gerätespezifischen Identifikation IV an den zweiten Kommunikationspartner T übermittelt.
P3: Ermitteln der geheimen Information k_IV seitens des ersten Kommunikationspartners P:
Die geheime Information k_IV kann seitens P durch herstellerspezifische Maßnahmen, die die geheime Information k_IV vor Angriffen schützen, erhalten werden.
T4: Erzeugen einer Zufallszahl seitens des zweiten Kommunikationspartners T:
Die Einrichtung 22 zum Erhalten der Zufallszahl bzw. der Zufallszahlengenerator RNG seitens des zweiten Kommunikationspartners T kann gestartet werden, um zwei Zufallszahlen r_T und R_T zu erhalten. Dabei kann R_T gemäß Ausführungsbeispielen 128 Bit breit sein und als „Challenge” dienen, die zu dem ersten Kommunikationspartner P übertragen wird. r_T kann gemäß Ausführungsbeispielen 32 Bit breit sein und zur Berechnung des Session-Schlüssels k₀ verwendet werden. R_T und r_T umfassen beide unabhängig und gleichverteilte Zufallsbits.
T5: Ermittlung der geheimen Information k_IV seitens des zweiten Kommunikationspartners T:
Nach einem Empfang der ersten Nachricht M₁ des ersten Kommunikationspartners P (Schritt P2), kann der zweite Kommunikationspartner T die geheime Information, d. h., den individuell geheimen Schlüssel k_IV des ersten Kommunikationspartners, beispielsweise von einem Generalschlüssel k_M zusammen mit der erhaltenen gerätespezifischen Identifizierung IV mittels einer Schlüsselgewinnungsfunktion KD ableiten: k_IV := KD(k_M, IV). (14)
Eine Definition der Schlüsselgewinnungsfunktion KD kann herstellerspezifisch sein und hat damit keinen Einfluss auf das erfindungsgemäße Protokoll. Seitens eines Lesegeräts T kann die geheime Information k_IV kann also mittels einer Schlüsselgewinnungsfunktion KD basierend auf einem Generalschlüssel k_M und einer übermittelten gerätespezifischen Identifikation IV der Chipkarte P ermittelt werden.
T6: Berechnen des Session-Schlüssels k₀ seitens des zweiten Kommunikationspartners T:
Der Session-Schlüssel k₀ wird unter Verwendung einer Verknüpfung SK zumindest eines Teils der Zufallszahl und eines Teils der geheimen Information k_IV berechnet. Dazu sei x = (x₀, x₁, ..., x₁₂₇) ∊ GF(2)¹²⁸ und y = (y₀, y₁, ..., y₃₁) ∊ GF(2)³², wobei GF(2)ⁿ einen Galoiskörper, also eine Menge mit einer endlichen Anzahl von 2ⁿ Elementen bedeutet, auf der die Grundoperationen Addition, Subtraktion, Multiplikation und Division definiert sind. Dann bedeutet eine Funktion EXT: GF(2)¹²⁸ → GF(2)³² (15) allgemein eine Extraktion von 32 beliebigen Bits eines 128 Bit-Werts. Gemäß Ausführungsbeispielen handelt es sich um die Extraktion der 32 niedrigwertigsten Bits. Die Funktion PAD: GF(2)³² → GF(2)¹²⁸ (16) bezeichnet hingegen ein im Allgemeinen beliebiges Auffüllen eines 32 Bit-Werts zu einem 128 Bit-Wert. D. h., PAD bezeichnet eine Bitauffüllvorschrift. Gemäß Ausführungsbeispielen handelt es sich um ein Auffüllen eines 32 Bit-Werts mit Nullen zu einem 128 Bit-Wert.
Gemäß einem Ausführungsbeispiel berechnet der zweite Kommunikationspartner T einen gemeinsamen und einzigartigen Session-Schlüssel k₀ gemäß k₀ = SK(k_IV, r_p, r_T). Dabei bedeutet SK eine Verknüpfung von k_IV und zumindest einem Teil (r_p, r_T) einer Zufallszahl r in Form einer Session-Schlüssel-Berechnungsfunktion. Gemäß einem Ausführungsbeispiel kann der Session-Schlüssel folgendermaßen berechnet werden:
SK: k_p := NLM(EXT(k_IV), r_P), (17) k' := AES(key = PAD(k_P), k_IV), (18) k₀ := AES(key = PAD(r_T), k'). (19)
D. h., in einem ersten Unterschritt (Gl. 17) kann eine nichtlineare Abbildung bzw. Verknüpfung von 32 Bits der geheimen Information k_IV und dem 32 Bit-Zufallswert r_P gemäß k_p := NLM(EXT(k_IV), r_P) gebildet werden, wobei gilt: NLM: GF(2)³² × GF(2)³² → GF(2)³², z = NLM(x, y) (20)
D. h., gemäß Ausführungsbeispielen ist die Einrichtung 24 zum Berechnen des Session-Schlüssels k₀ angepasst, um den Session-Schlüssel unter Verwendung einer nichtlinearen Verknüpfung NLM des zumindest einen Teils r_P der Zufallszahl und des Teils EXT(k_IV) der geheimen Information k_IV zu berechnen. Eine Aufgabe der nichtlinearen Verknüpfung NLM ist die Verknüpfung des chip-individuellen Geheimnisses k_IV und der öffentlich zugänglichen Zufallszahl r_P, derart, dass keine Information bzgl. k_IV mittels eines Seitenkanal- bzw. DPA-Angriffs erhalten werden kann. Gemäß Ausführungsbeispielen werden das 128 Bit-Geheimnis k_IV und die 32-Bit-Zufallsvariable r_P zu einem zufälligen 32-Bit Session-Schlüsselvorläuferwert k_P kombiniert. Der letztendliche Session-Schlüssel k₀ kann danach basierend auf dem Vorläuferwert k_P bestimmt werden. Formal kann die nichtlineare Verknüpfung gemäß Gl. (20) definiert werden. Da k_P gemäß Ausführungsbeispielen die einzige zufällige Basis für den Session-Schlüssel k₀ ist, können gemäß dem hier beschriebenen Beispiel max. 2³² verschiedene Session-Schlüssel erzeugt werden. Daher ist es ausreichend, lediglich 32 Bits von k_IV als Eingang zu der nichtlinearen Verknüpfung NLM zu verwenden. Selbstverständlich kann aber auch eine andere Anzahl von Bits verwendet werden, wie z. B. 16, 64, 128, usw.
Ein nichtlinear rückgekoppeltes Schieberegister (NLFSR = Non-Linear Feedback Shift Register) kann als hocheffiziente Implementierung der nichtlinearen Verknüpfung NLM verwendet werden. Ein nichtlinear rückgekoppeltes Schieberegister hat die Eigenschaft, dass es einen Nullzustand, d. h., einen Zustand, indem alle Registerzellen mit Null initialisiert werden, beibehält. Jeder Anfangszustand verschieden von Null wird sich beispielsweise bei 32 Registerzellen genau nach 2³²–1 Taktzyklen wiederholen. In anderen Worten ausgedrückt wiederholt sich ein Zustand des Schieberegisters, falls es autonom betrieben wird, mit einer Periode von 2³²-1.
Eine schematische Darstellung einer möglichen Implementierung eines nichtlinear rückgekoppelten Schieberegisters gemäß einem Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung ist in 15A gezeigt.
Sämtliche Inhalte der 32 Registerzellen D₀ bis D₃₁ werden der Funktion f zugeführt. Nach jedem Takt kann ein Inhalt einer Registerzelle an eine benachbarte Registerzelle weitergegeben werden, wie es durch die in 15A eingezeichneten Pfeile angedeutet ist. D. h., der Inhalt der Registerzelle Dl wird an die Registerzelle D0 weitergegeben der Inhalt der Registerzelle D2 wird an die Registerzelle D1 weitergegeben usw. Das Ergebnis der Funktion f wird in Registerzelle D₃₁ geschrieben, nachdem sie ihren vorhergehenden Wert an Zelle D₃₀ weitergegeben hat.
Eine mögliche Berechnung der nicht linearen Verknüpfung NLM mittels des NLFSR impliziert gemäß einem Ausführungsbeispiel die folgenden Schritte:

1. Anfangszustand des NLFSR setzen: Lade r_P[0..31] in die Registerzellen D[0..31].
2. Einschieben des Teils der geheimen Information: Der Teil der geheimen Information k_IV[0..31] wird sequentiell gemäß der Reihenfolge k_IV[0], k_IV[1], k_IV[2], k_IV[31] in das NLFSR eingekoppelt, so wie es in 15B dargestellt ist. Dabei wird das NLFSR nach jedem Eingekoppelschritt getaktet. D. h., das Einschieben des Teils k_IV[0..31] benötigt T_SIK = 32 Taktzyklen.
3. Verknüpfen Das NLFSR wird autonom für eine Zeit TMIX = 64 Zyklen getaktet. D. h., währen dieser Zeit T_MIX wird nichts in das Register eingeschoben bzw. eingekoppelt. Nach 64 Taktzyklen bildet der Registerinhalt T[0..31] den Session-Schlüssel-Vorläuferwert k_P.

Gemäß einem weiteren Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung kann die nichtlineare Verknüpfung NLM anstatt mittels eines nichtlinear rückgekoppelten Schieberegisters auch basierend auf einem irreduziblen Polynom f(X), also einem Polynom, das sich nicht als Produkt zweier nicht trivialer Polynome schreiben lässt, realisiert werden.
Mit x = (X₀, x₁, ..., x₃₁), y = (x₀, y₁, ..., y₃₁), z = (z₀, z₁, ..., z₃₁) kann z = NLM(x, y) beispielsweise gemäß z₃₁X₃₁ + ... + z₁X¹ + z₀ = (x₃₁X³¹ + ... + x₁X¹ + x₀)·(y₃₁X³¹ + ... + y₁X¹ + y₀) mod f (X) (21) oder kurz z = x·y mod f ermittelt werden. Da es sich hier um eine Multiplikation innerhalb des endlichen Körpers GF(2³²) handelt, gilt NLM(x, NLM(y₁, y₂)) = NLM(NLM (x, y₁), y₂). Aus diesem Grund kann eine Implementierung von Gl. (17) gemäß r_P := NLM(r₁, r₂), (22) k'_P := NLM(EXT(k_IV), r₁), (23) k_P := NLM(k'_P, r₂) (24) gegen DPA-Angriffe abgesichert werden, sofern EXT(k_IV) ≠ (0, 0, ..., 0). Gemäß diesem Ausführungsbeispiel wird die nichtlineare Verknüpfung gemäß Gl. (17) in zwei nichtlineare Verknüpfungen gemäß den Gln. (23) und (24) aufgeteilt. Dazu generiert der Zufallszahlengenerator RNG in einer alternativen Ausführungsform des Schritts P1 drei Zufallswerte r₁, r₂ und R_P. R_P kann gemäß Ausführungsbeispielen 128 Bit breit sein und wird als sog. „Challenge” bzw. Herausforderung an den zweiten Kommunikationspartner T gesendet werden. r₁ und r₂ können 32 Bit breit sein und werden zur Berechnung des Session-Schlüssels k₀ genutzt. R_P und r₁, r₂ werden als Binärzahlen mit unabhängig und gleichverteilten Zufallsbits angenommen. Der erste Kommunikationspartner P berechnet r_P := NLM(r₁, r₂) und speichert r₁ und r₂ in einem temporären Speicher.
Eine Realisierung von NLM mit dem irreduziblen Polynom f(X) verwendet gemäß einem Ausführungsbeispiel hauptsächlich ein linear rückgekoppeltes Schieberegister (LFSR), welches durch das Polynom f(X) definiert wird, zusammen mit einem zweiten Register, welches das erste Argument x der Funktion z = NLM(x, y) enthält. Dabei ist das zweite Register über logische UND- und XOR-Gatter mit dem LFSR gekoppelt. Der Wert z kann beispielsweise folgendermaßen berechnet werden:

1. Setze alle Registerzellen des LFSR zu Null:
2. Lade Registerzellen X_i des zweiten Registers mit dem Wert x_i (i = 0, ..., 31)
3. Einkoppeln der Werte y₃₁, y₃₀, ..., y₀ in die UND-Gatter für eine Zeit T = 32 Taktzyklen, um y mit x zu verknüpfen.
4. Nach 32 Taktzyklen bildet der Registerinhalt des LFSR den Wert z = (z₀, z₁, ..., z₃₁).

D. h., die Einrichtung 24 zum Berechnen des Session-Schlüssels k₀ ist gemäß einem Ausführungsbeispiel angepasst, um die nichtlineare Verknüpfung NLM mittels eines linear rückgekoppelten Schieberegisters zu implementieren, welches durch ein irreduzibles Polynom f(X) definiert wird, so dass ein Ergebnis der nichtlinearen Verknüpfung (NLM) von einer Modulo-Operation einer multiplikativen Verknüfpung des zumindest eines Teils der Zufallszahl und dem Teil der geheimen Information k_IV mit dem irreduziblen Polynom f(X) abhängt (vgl. Gl. 23 i. V. m. Gl. 21).
Mittels einer adäquaten Implementierung der nichtlinearen Verknüpfung NLM kann eine signifikante Reduktion von Seitenkanallecks während der Generierung des Session-Schlüssels k₀ erreicht werden – und zwar in einem Maße, so dass DPA-Angriffe nahezu unmöglich werden, selbst für geübte Angreifer. Weiterhin kann die Berechnung des Session-Schlüssels k₀ durch die nichtlineare Verknüpfung NLM beschleunigt werden.
In einem auf die nichtlineare Verknüpfung NLM folgenden Schritt wird die geheime Information k_IV mit dem Session-Schlüssel-Vorläuferwert k_P gemäß Gl. (18) verknüpft. Dabei handelt es sich bei der Verknüpfung AES(.,.) um einen Verschlüsselungsalgorithmus. Gemäß Ausführungsbeispielen handelt es sich bei dem Verschlüsselungsalgorithmus AES um eine Blockverschlüsselung bzw. Blockchiffre. Insbesondere kann eine Blockverschlüsselung gemäß dem sogenannt Advanced Encryption Standard (AES) verwendet werden. D. h., gemäß Ausführungsbeispielen ist die Einrichtung 24 zum Berechnen des Session-Schlüssels k₀ angepasst, um einen aus der nichtlinearen Verknüpfung NLM abgeleiteten Wert k_P als Schlüssel für eine Verschlüsselung AES zu verwenden, um die geheime Information k_IV oder einen daraus abgeleiteten Wert zu verschlüsseln und, basierend auf der Verschlüsselung den Session-Schüssel k₀ zu erhalten.
Gemäß Ausführungsbeispielen ist es auch möglich, dass lediglich der erste Kommunikationspartner P eine Zufallszahl r_P bestimmt, nicht jedoch der zweite Kommunikationspartner T. In diesem Fall wäre der aus der Verschlüsselung resultierende Wert k' gemäß Gl. (18) bereits der Session-Schlüssel.
In dem hier diskutierten Ausführungsbeispiel kann die Verschlüsselung gemäß Gl. (18) jedoch durch die zweite Zufallszahl r_T weiter verbessert werden, indem in einem dritten Schritt (Gl. 19) das Zwischenergebnis k' mit dem zweiten Zufallswert r_T gemäß k₀ := AES(key = PAD(r_T), k') (22) verknüpft wird, um schließlich den gemeinsamen Session-Schlüssel k₀ zu erhalten. Werden die Gln. (17)–(19) zusammengefasst, ist die Einrichtung 24 zum Berechnen des Session-Schlüssels k₀ gemäß Ausführungsbeispielen angepasst, um den Session-Schlüssel k₀ basierend auf k₀ = AES(PAD(r_T), (AES(PAD(NLM(EXT(k_IV), r_P)), k_IV)) (23) zu berechnen, wobei r_P eine erste Zufallszahl, r_T eine zweite Zufallszahl und k_IV die geheime Information bedeutet, und, wobei NLM(^.,^.) der nichtlinearen Verknüpfung, EXT(^.) einer Extraktionsvorschrift, PAD(^.) einer Bitauffüllvorschrift und AES(^.,^.) einer Blockverschlüsselung gemäß dem Advanced Encryption Standard entspricht.
Des Weiteren ist es vorstellbar, dass die Schritte gemäß den Gln. (18) und (19) durch einem einzelnen Verschlüsselungsschritt ersetzt werden, beispielsweise gemäß k₀ := AES(key = PAD2(k_P) XOR PAD(r_T), k_IV), (24) wobei die Funktion PAD2: GF(2)³² → GF(2)¹²⁸ (25) ein Auffüllen eines 64-Bit Werts, der aus einer Verdopplung der 32 Bits des Eingabewerts y resultiert, bedeutet. Insbesondere kann der 64-Bit Wert mit Nullen aufgefüllt werden.
D. h., gemäß einem Ausführungsbeispiel ist die Einrichtung 22 zum Erhalten der Zufallszahl angepasst, um eine erste Zufallszahl r_P zufällig oder pseudo-zufällig zu ermitteln und um eine zweite Zufallszahl r_T von dem anderen Kommunikationspartner zu erhalten. Die Einrichtung 24 zum Berechnen des Session-Schlüssels k₀ ist angepasst, um den Session-Schlüssel k₀ basierend auf einer Verschlüsselung AES eines aus der geheimen Information k_IV abgeleiteten Werts mit einem aus der ersten r_P und zweiten Zufallszahl r_T abgeleiteten Schlüssel zu berechnen. Gemäß einem weiteren Ausführungsbeispiel ist die Einrichtung 22 zum Erhalten der Zufallszahl angepasst, um eine erste Zufallszahl k_P basierend auf einer nichtlinearen Verknüpfung NLM einer zufällig oder pseudo-zufällig ermittelten Zufallszahl r_P oder einem daraus abgeleiteten Wert und einem Teil EXT(k_IV) der geheimen Information k_IV zu ermitteln und, um eine zweite Zufallszahl r_T von dem anderen Kommunikationspartner zu erhalten. Die Einrichtung 24 zum Berechnen des Session-Schlüssels k₀ ist angepasst, um den Session-Schlüssel k₀ basierend auf einer Verschlüsselung AES eines aus der geheimen Information k_IV abgeleiteten Werts mit einem aus der ersten k_P und zweiten Zufallszahl r_T abgeleiteten Schlüssel zu berechnen (vgl. Gl. 24).
T7: Response-Berechnung seitens des zweiten Kommunikationspartners T
In dem Schritt T7 berechnet der zweite Kommunikationspartner T eine „Response” bzw. Antwort c_P zu der „Challenge” R_P des ersten Kommunikationspartners P, wobei dazu der Session-Schlüssel des Schritts T6 genutzt wird: c_P := AES(key = k₀, R_P) (26)
T8: Zweite Nachricht von dem zweiten Kommunikationspartner T zu dem ersten Kommunikationspartner P
In Schritt T8 werden seitens des zweiten Kommunikationspartners T die in Schritt T7 berechnete Response c_P, der seitens des zweiten Kommunikationspartners T bestimmte Zufallswert r_T und die zufällige Challenge R_T zu einer zweiten Nachricht M₂ verkettet. Diese Nachricht M₂ wird von dem zweiten Kommunikationspartner T zu dem ersten Kommunikationspartner P übermittelt: M₂ := c_P||r_T||R_T. (27)
Der zweite Kommunikationspartner T ermittelt also gemäß einem Ausführungsbeispiel zunächst basierend auf einer Verknüpfung AES von k₀ und R_P über einen kryptographischen Algorithmus eine Antwort auf die Challenge R_P des ersten Kommunikationspartners P (Gl. 26) und übermittelt diese zusammen mit der zweiten Zufallszahl r_T und der Zufallschallenge R_T an den ersten Kommunikationspartner P.
P9: Berechnung des Session-Keys k₀ seitens des ersten Kommunikationspartners P:
Nachdem der erste Kommunikationspartner P die zweite Nachricht M₂ mit der zweiten Zufallszahl r_T erhalten hat, kann seitens des ersten Kommunikationspartners P ebenfalls der gemeinsame Session-Schlüssel gemäß k₀ = SK(k_IV, r_P, r_T) berechnet werden, indem seitens des ersten Kommunikationspartners P die gleichen drei Schritte durchgeführt werden, wie die bereits anhand der Gln. (17)–(19) beschriebenen Schritte des zweiten Kommunikationspartners T: k_P = NLM(EXT(k_IV), r_P), (28) k' = AES(key = PAD(k_P), k_IV), (29) k₀ = AES(key = PAD(r_T), k'). 30)
Die ersten beiden Schritte, d. h. die Berechnung von k_P und k' können auch bereits vor dem Empfang der zweiten Nachricht M₂ ausgeführt werden. Hier soll nochmals erwähnt werden, dass der dritte Schritt, d. h. die Berechnung von k₀ gemäß Gl. (30) nur dann durchzuführen ist, wenn beispielsweise seitens des zweiten Kommunikationspartners T die zweite Zufallszahl r_T bestimmt wird. Wie vorher bereits erwähnt, umfassen Ausführungsbeispiele der vorliegenden Erfindung auch die Fälle, dass eine Zufallszahl lediglich seitens des ersten Kommunikationspartners P oder von einem vertrauenswürdigen Dritten ausgewürfelt und den Kommunikationspartnern P, T bereitgestellt wird. Der Schritt gemäß Gl. (30) dient somit zur zusätzlichen Steigerung der Sicherheit der Schlüsselberechnung. Gemäß dem hier beschriebenen Ausführungsbeispiel ist die Einrichtung 22 zum Erhalten der Zufallszahl seitens P also angepasst, um eine erste Zufallszahl r_P zufällig oder pseudozufällig zu ermitteln und um eine zweite Zufallszahl r_T vor dem zweiten Kommunikationspartner T zu erhalten. Die Einrichtung 24 zum Berechnen des Session-Schlüssels k₀ ist angepasst, um den Session-Schlüssel k₀ basierend auf einer zweiten Verschlüsselung (Gl. 30) eines aus einer ersten Verschlüsselung (Gl. 29) abgeleiteten Werts k' mit einem aus der zweiten Zufallszahl r_T abgeleiteten Wert zu erhalten, wobei ein aus einer nicht linearen Verknüpfung (Gl. 28) der ersten Zufallszahl r_P und des Teils der geheimen Information k_IV abgeleiteter Wert k_P als Schüssel für die erste Verschlüsselung verwendet wird, um die geheime Information oder einen daraus abgeleiteten Wert zu verschlüsseln, und, um basierend auf der ersten und der zweiten Verschlüsselung den Session-Schlüssel k₀ zu erhalten.
Wie vorher bereits beschrieben wurde, ist es auch möglich, dass die Schritte gemäß den Gln. (18) und (19) bzw. den Gln. (29) und (30) durch einem einzelnen Verschlüsselungsschritt beispielsweise gemäß k₀ := AES(key = PAD2(k_P) XOR PAD(r_T), k_IV), (31) ersetzt werden.
Für den Fall, dass NLM auf dem irreduziblen Polynom f(X) basiert, kann die Berechnung des Session-Schlüssels k₀ seitens des ersten Kommunikationspartners P gemäß einem Ausführungsbeispiel auch gemäß k'_P := NLM(EXT(k_IV), r₁), (32) k_P := NLM(k'_P, r₂) (33) k₀ := AES(key = PAD2(k_P) XOR PAD(r_T), k_IV) (34) erfolgen.
P10: Response-Berechnung seitens des ersten Kommunikationspartners P:
In einem Schritt P10 berechnet der erste Kommunikationspartner P gemäß einem Ausführungsbeispiel eine Antwort c_T auf die Challenge R_T des zweiten Kommunikationspartners T, basierend auf dem gemeinsamen Session-Schlüssel k₀, der in Schritt P9 berechnet wurde: c_T := AES(key = k₀, R_T). (35)
D. h., der Session-Schlüssel k₀ wird als Schlüssel für eine Blockverschlüsselung nach dem AES-Standard verwendet, um die Challenge R_T des zweiten Kommunikationspartners T zu verschlüsseln und somit die Antwort c_P zu erhalten.
P11: Dritte Nachricht (vom ersten Kommunikationspartner P zum zweiten Kommunikationspartner T):
In einem Schritt P11 sendet der erste Kommunikationspartner P die in dem Schritt P10 berechnete Antwort c_T zu dem zweiten Kommunikationspartner T.
P12: Antwort-Verifikation seitens des ersten Kommunikationspartners P:
Dazu wird seitens des ersten Kommunikationspartners P die zufällige Challenge R_P, die mittels der ersten Nachricht M₁ zu dem zweiten Kommunikationspartner T gesendet wurde, mit Hilfe des Session-Schlüssels k₀ gemäß c_P' = AES(key = k₀, R_P) (36) verschlüsselt, um einen Antwort-Vergleichswert c_P' zu erhalten. Daraufhin wird seitens des ersten Kommunikationspartners P der erhaltende Antwort-Vergleichswert c_P' mit der Antwort c_P, welche von dem zweiten Kommunikationspartner T durch die zweite Nachricht M₂ erhalten wurde, verglichen. Falls c_P' = c_P, kann seitens des ersten Kommunikationspartners P der zweite Kommunikationspartner T erfolgreich authentisiert werden. Andernfalls schlägt die Authentisierung fehl. Bei einem Fehlschlagen der Authentisierung sollte eine weitere Kommunikation zwischen den beiden Kommunikationspartnern P, T gestoppt werden. Das Fehlschlagen der Authentisierung kann dem zweiten Kommunikationspartner T signalisiert werden.
T13: Antwort-Verifikation seitens des zweiten Kommunikationspartners T:
Dazu wird seitens des zweiten Kommunikationspartners T die zufällige Challenge R_T, die mittels der zweiten Nachricht M₂ zu dem zweiten Kommunikationspartner P gesendet wurde, mit Hilfe des Session-Schlüssels k₀ gemäß c_T' = AES(key = k₀, R_T) (37) verschlüsselt, um einen Antwort-Vergleichswert c_T' zu erhalten. Daraufhin wird seitens des zweiten Kommunikationspartners T der erhaltende Antwort-Vergleichswert c_T' mit der Antwort c_T, welche von dem zweiten Kommunikationspartner T durch die dritte Nachricht M₃ erhalten wurde (Schritt P11), verglichen. Falls c_T' = c_T, kann seitens des zweiten Kommunikationspartners T der erste Kommunikationspartner P erfolgreich authentisiert werden. Andernfalls schlägt die Authentisierung fehl. Bei einem Fehlschlagen der Authentisierung sollte eine weitere Kommunikation zwischen den beiden Kommunikationspartnern P, T gestoppt werden. Das Fehlschlagen der Authentisierung kann dem ersten Kommunikationspartner P signalisiert werden.
Eine detaillierte graphische Darstellung der soeben diskutierten Ausführungsbeispiele für Authentisierungsverfahren, zusammen mit darin involvierten Hardware-/Softwareblöcken seitens beider Kommunikationspartner P, T, sind in den 5a und 5b gezeigt.
Nach einer erfolgreichen Authentisierung 10 und einer erfolgreichen Erzeugung des Session-Schlüssels k₀ kann zu dem Datentransfer-Schritt 12 zwischen den beiden Kommunikationspartnern P und T übergegangen werden. Dazu kann der erste Kommunikationspartner P Teile seines Speichers für den zweiten Kommunikationspartner T zugänglich machen (evtl. auch umgekehrt), so dass der zweite Kommunikationspartner T bestimmte Datenblöcke lesen kann, für die er entsprechende Zugriffsrechte hat. Gleichermaßen kann T bestimmte Datenblöcke schreiben. Dabei wird zwar das Lesen bzw. die Programmierung von bzw. in einen nichtflüchtigen Speicher des ersten Kommunikationspartners P von P selbst bewerkstelligt. Die Befehle dafür erhält der erste Kommunikationspartner P jedoch von dem zweiten Kommunikationspartner T.
Die Kommunikation bzw. der Datentransfer zwischen den beiden Kommunikationspartnern P und T kann in Datenrahmen F₁, F₂, F₃, organisiert sein, die sowohl von P nach T und umgekehrt übertragen werden können. Aus Sicherheitsgründen wird von jedem Datenrahmen F_i ein geheimer Schlüssel k_i als Eingabe benötigt. Nachdem ein Datenrahmen F_i verarbeitet wurde, kann ein neuer Schlüssel k_i+1 generiert werden, der für den nachfolgenden zu übertragenden Datenrahmen F_i+1 benutzt werden kann. Ein erster geheimer Schlüssel k₁ für den ersten zu übertragenden Datenrahmen F₁ wird dabei von dem Session-Schlüssel k₀ abgeleitet.
Sämtliche Datenrahmen beinhalten sicherheitsrelevante Datenpakete D₁, D₂, D₃, ..., die zwischen den beiden Kommunikationspartnern P und T ausgetauscht werden. Dabei ist es unerheblich, in welche Richtung die Datenpakete gesendet werden. Sie können gemäß ihres globalen Auftritts indiziert werden, wie es schematisch und exemplarisch in 6 dargestellt ist.
Gemäß einem Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung enthält jedes Datenpaket D_x maximal 128 Bits, wobei andere Datenpaketgrößen natürlich ebenso denkbar sind. Die Datenpakete, die von dem ersten Kommunikationspartner P zu dem zweiten Kommunikationspartner T gesendet werden, können aus dem Speicher von P ausgelesene Daten enthalten. Datenpakete in die andere Richtung, d. h. von T nach P, können Daten enthalten, die in den Speicher von P geschrieben werden sollen. Zusätzlich können die ausgetauschten Datenpakete Lese-/Schreib-Befehle und/oder Speicheradressen der Daten enthalten. Eine übergeordnete Protokoll-Schicht (Wrapping Protocol Layer) definiert gemäß Ausführungsbeispielen, welche der Kontrolldaten außerhalb der den hier beschriebenen Schutzmechanismen unterliegenden Datenpaketen D_x gesendet werden kann.
Die Datenpakete können in Datenrahmen, welche aufeinanderfolgende Datenpakete enthalten, angeordnet sein. Sämtliche Datenpakete eines Datenrahmens werden in die gleiche Richtung verschickt, d. h., entweder von T zu P oder umgekehrt, von P zu T, und haben eine spezielle Reihenfolge. Die Organisation dafür wird von der übergeordneten Protokoll-Schicht übernommen.
Die während des Datentransfers 12 übertragenen Datenpakete können im Vertraulichkeitsschutzmodus beispielsweise mittels eines AES-Algorithmus verschlüsselt werden. Dazu kann jedes Paket beispielsweise genau eine Größe von 128 Bits haben. Andererseits kann während des Datentransfers 12 auch der Integritätsschutzmodus verwendet werden, indem Message Authentication Codes (MAC) berechnet werden. In diesem Fall kann die Größe der Datenpakete kleiner oder gleich 128 Bits sein. Jeder Datenrahmen kann in diesem Fall ein MAC-Paket M_i umfassen, das nicht Teil der Datenpakete D₁, D₂, D₃, ... ist.
Wie es in 6 schematisch angedeutet ist, ist ein erster Schritt 61 der Datentransferphase die Ableitung des ersten geheimen Schlüssels k₁ für den ersten zu übertragenden Datenrahmen F₁ basierend auf dem Session-Schlüssel k₀. Der Schritt 61 ist sowohl für den Integritätsschutz- als auch für den Vertraulichkeitsschutzmodus identisch. Eingabeparameter für den Schritt 61 können, wie in 7 dargestellt, der Session-Schlüssel k₀, sowie die beiden zufälligen Challenges R_P und R_T sein, die während der Authentisierungsphase 10 sowohl von dem ersten Kommunikationspartner P als auch von dem zweiten Kommunikationspartner T erzeugt wurden. Gemäß einem Ausführungsbeispiel kann der erste Schlüssel k₁ gemäß k₁ := AES(key = R_P; k₀ XOR R_T) (38) berechnet werden, wie es 7a graphisch dargestellt. D. h., der Challenge-Wert R_P kann als Schlüssel für eine AES-Verschlüsselung verwendet werden, um eine XOR-Verknüpfung des Challenge-Werts R_T und des Session-Schlüssels k₀ zu verschlüsseln und, um basierend auf der AES-Verschlüsselung den ersten abgeleiteten Schüssel k₁ zu erhalten.
Gemäß einem anderen Ausführungsbeispiel kann der erste Schlüssel k₁ auch gemäß k₁ := AES(key = R_P; k₀ XOR R_T) XOR(k₀ XOR R_T) (39) berechnet werden, wie es 7b graphisch dargestellt.
Im Integritätsschutzmodus kann jeder Datenrahmen F_i mittels eines Prüfteils (MAC) M_i zur Authentisierung des Datenrahmens versehen werden, wobei der Prüfteil M_i mittels eines entsprechenden Schlüssels k_i erzeugt wird. Bei dem Prüfteil M_i kann es sich beispielsweise um einen CBC-MAC (Cipher Block Chaining Message Authentication Code), einen HMAC (keyed-Hash Message Authentication Code), OMAC (One-key MAC), UMAC (message authentication code based an universal hashing), PMAC (Parallelizable MAC) oder CMAC (Cipher-based MAC) handeln.
Die Abfolge von Datenpaketen D_x, D_x+1, ..., D_y eines Datenrahmens F_i wird von dem Prüfteil M_i abgeschlossen, so wie es schematisch in 8 gezeigt ist. Der Sender des Rahmens F_i verwendet k_i und die Datenpakete D_x, D_x+1, ..., D_y, um den Prüfteil M_i zu ermitteln und sendet (D_x, ..., D_y, M_i) innerhalb des Rahmens F_i. D. h., die Einrichtung 28 zum Verwenden des Session-Schlüssels k₀ ist gemäß Ausführungsbeispielen angepasst, um für die Kommunikation mit dem zweiten Kommunikationspartner einen Prüfteil M_i zur Authentisierung einer Nachricht F_i basierend auf der Nachricht und dem Session-Schlüssel k₀ oder einem daraus abgeleiteten Schlüssel k_i zu berechnen.
In der gleichen Weise kann der Empfänger des Datenrahmens M_i mit dem Inhalt (D_x, ..., D_y, M_i) ausgebildet sein, um k_i und die empfangenen Datenpakete D_x, D_x+1, ..., D_y zu verwenden, um einen sich daraus ergebenden Prüfteil zu berechnen. Der Empfänger vergleicht den sich ergebenden Prüfteil mit dem empfangenen Wert M_i. Falls die beiden Werte identisch sind, kann der Datentransfer zwischen den beiden Kommunikationspartnern fortgesetzt werden, andernfalls sollte der Datentransfer gestoppt werden. Der Empfänger kann den Sender über einen MAC-Fehler informieren.
Beide Kommunikationspartner P und T berechnen auch den Schlüssel k_i+1 für einen nachfolgend zu übertragenden Datenrahmen F_i+1 (siehe 6, Schritte 62, 63, 64). Gemäß einem Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung können Prüfteil M_i und der nachfolgende Schlüssel k_i+1 folgendermaßen berechnet werden: h_x := k_i, h_x+1 := AES(key = h_x; D_x) XOR D_x, h_x+2 := AES(key = h_x+1; D_x+1) XOR D_x+1, h_x+3 := AES(key = h_x+2; D_x+2) XOR D_x+2, ... h_y+1 := AES(key = h_y; D_y) XOR D_y, k_i+1 := h_y+1 M'_i := AES(key = k_i; k_i+1) XOR k_i+1, M_i := EXT(M'_i) (40)
Falls die Größe eines Datenpakets D_x weniger als 128 Bit beträgt, kann das entsprechende Datenpaket D_x mit Nullen aufgefüllt werden, um eine Größe von 128 Bit zu erhalten. Das aufgefüllte Datenpaket D_x kann dann als Eingabe für die AES-Blockverschlüsselung und/oder die XOR-Verknüpfungen verwendet werden.
Die Generierung des Prüfwerts M_i und des nachfolgenden Schlüssels k_i+1 ist in 9 nochmals graphisch dargestellt.
Aus 9 wird klar, dass der nachfolgende Schlüssel k_i+1 aus dem Vorgänger-Schlüssel k_i und den einzelnen Datenpaketen D_x, D_x+1, ..., D_y des Datenrahmens F_i bestimmt wird. Dabei wird ein erstes Datenpaket D_x mit dem Vorgänger-Schlüssel k_i blockverschlüsselt, das Ergebnis dieser Blockverschlüsselung nochmals mit dem ersten Datenpaket D_x XOR-verknüpft, wobei das Verknüpfungs-Ergebnis wiederum als Schlüssel verwendet wird, um das zweite Datenpaket D_x+1 block-zu-verschlüsseln, um das Ergebnis dieser Blockverschlüsselung wiederum mit dem zweiten Datenpaket D_x+1 zu verknüpfen und das Ergebnis dieser Verknüpfung wiederum als Schlüssel für das darauffolgende Datenpaket D_x+2 zu verwenden, usw.
Der Prüfteil M_i wird gebildet, indem der Vorgänger-Schlüssel k_i als Schlüssel verwendet wird, um den nachfolgenden Schlüssel k_i+1 gemäß einer AES-Blockverschlüsselung zu verschlüsseln. Das Ergebnis dieser Verschlüsselung kann dann mit k_i+1 XOR-verknüpft werden, um den MAC-Prüfwert M_i zu erhalten. D. h., gemäß einem Ausführungsbeispiel der vorliegenden Erfindung ist die Einrichtung 28 zum Verwenden des Session-Schlüssels angepasst, um einen Prüfteil M_i einer aktuell zu übermittelnden Nachricht F_i, basierend auf einem von dem Session-Schlüssel k₀ abgeleiteten aktuellen Schlüssel k_i und einem nachfolgenden Schlüssel k_i+1 für eine nachfolgend zu übermittelnde Nachricht F_i+1 zu berechnen, wobei der nachfolgende Schlüssel k_i+1 von dem abgeleiteten aktuellen Schlüssel k_i und der aktuell zu übermittelnden Nachricht F_i abhängt.
10 zeigt einen insgesamten Ablauf des Integritätsschutzmodus für zwei zu übertragende Datenrahmen, beginnend mit der Generierung des ersten Schlüssels k₁ basierend auf dem Session-Schlüssel k₀.
In dem Vertraulichkeitsschutzmodus wird jeder Datenrahmen F_i gesichert, indem die Datenblöcke D_x zu verschlüsselten Blöcken C_i verschlüsselt werden, wobei dazu jeweils der Schlüssel k_i verwendet wird. Schematisch ist diese Vorgehensweise in 11 gezeigt.
Der Sender des Datenrahmens F_i verwendet k_i und die Datenpakete D_x, D_x+1, ...,D_y, verschlüsselt jedes Datenpaket D zu einem verschlüsselten Paket C_j und sendet (C_x, ..., C_y) innerhalb des Datenrahmens F_i. Der Empfänger des Datenrahmens F_i mit (C_x, ..., C_y) verwendet ebenfalls den Schlüssel k_i und die verschlüsselten C_x, ..., C_y, um die unverschlüsselten Pakete D_x, D_x+1, ..., D_y zurückzugewinnen. Beide Kommunikationspartner berechnen den nachfolgenden Schlüssel k_i+1 für den nachfolgenden Datenrahmen F_i+1. Zur Verarbeitung längerer Nachrichten gibt es verschiedene Vorgehensweisen. Die Daten können zunächst in Datenpakete D_x unterteilt werden, deren Größe durch den Verschlüsselungsalgorithmus vorgegeben ist (z. B. 128 Bit). Die Betriebsarten Electronic Code Book Mode (ECB) und Cipher Block Chaining Mode (CBC) setzen ganze Datenpakete voraus. Daher kann das letzte Datenpaket D_y mit Fülldaten aufgefüllt werden (Padding). Die Datenpakete können anschließend nacheinander verschlüsselt werden. Bei einem häufig eingesetzten CBC-Verfahren wird das Ergebnis der Verschlüsselung eines Datenpakets, Chiffre (engl. Cipher) des zuvor verschlüsselten Datenpakets mit dem folgenden Datenpaket verknüpft bzw. verkettet. Die Berechnungen des Senders, um C_j und k_i+1 zu erhalten, sehen gemäß einem Ausführungsbeispiel folgendermaßen aus: h_x := k_i, h_x := AES(key = h_x-1; q) XOR q, C_x := AES(key = h_x; D_x), h_x+1 := AES(key = h_x; q) XOR q, C_x+1 := AES(key = h_x+1; D_x+1), ... h_y := AES(key = h_y-1; q) XOR q, C_y := AES(key = h_y; D_y), k_i+1 := h_y (41)
Der Wert q bedeutet dabei beispielsweise einen 128 Bit-Wert, der beliebig definiert werden kann, danach aber fest bleibt. Gemäß Ausführungsbeispielen kann die Größe eines Datenpakets D_x immer 128 Bit betragen. Ein Auffüllen mit Nullen, um diese Größe zu erreichen, kann von einer übergeordneten Wrapping-Protokollschicht durchgeführt werden. Die Struktur der Schlüssel-Generierung im Vertraulichkeitsschutzmodus, die in 12 grafisch dargestellt ist, ist gemäß Ausführungsbeispielen identisch zu der Schüsselgenerierung im Integritätsschutz- bzw. MAC-Modus. Ein Vergleich der 9 und 12 zeigt, dass gegenüber dem MAC-Modus D_x+j im Vertraulichkeitsschutzmodus lediglich durch die Konstante q ersetzt wird. Diese Vorgehensweise bietet den Vorteil, dass dadurch eine Reduktion von Hardware-Ressourcen, beispielsweise in Form von zusätzlichen Kontroll- und Datenpfaden, vermieden werden kann.
In gleicher Weise wie 10 für den MAC-Modus, zeigt 13 für den Vertraulichkeitsschutzmodus einen insgesamten Datenfluss für zwei zu übertragende Datenrahmen, wobei mit der Generierung des ersten Schlüssels k₁, basierend auf dem Session-Schlüssel k₀ begonnen wird.
14 zeigt, analog zu 12 ein Schema zur Entschlüsselung der verschlüsselten Pakete C_x, ..., C_y des Datenrahmens F_i seitens eines Empfängers des Datenrahmens. Die Schlüsselberechnung der Schüssel k_i und k_i+1, sowie sämtlicher dazwischenliegender Zwischen-Schlüssel h_x-1, h_x, h_x+1, ..., erfolgt identisch wie seitens des Senders, d. h. gemäß den Gin. (41). Um die verschlüsselten Pakete C_x zu entschlüsseln, werden die ermittelten Zwischenschlüssel h_x als Schlüssel für eine zur Blockverschlüsselung AES inversen Blockentschlüsselung AES^–1 verwendet: h_x := k_i,
h_x := AES(key = h_x-1; q) XOR q,
D_x := AES^–1(key = h_x; C_x),
h_x+1 := AES(key = h_x; q) XOR q,
D_x+1 := AES^–1(key = h_x+1; C_x+1)
...
h_y AES(key = h_y-1; q) XOR q,
D_y := AES^–1(key = h_y; C_y),
k_i+1 := h_y(42)
Da beide Kommunikationspartner P und T im Allgemeinen jeweils sowohl als Sender als auch als Empfänger agieren, ist gemäß Ausführungsbeispielen die Einrichtung 28 zum Verwenden des Session-Schlüssels also angepasst, um einen aktuellen Schlüssel k_i+1 für einen aktuell zu ver- bzw. zu entschlüsselnden Datenblock D_i+1/C_i+1, basierend auf einem vorhergehenden Schlüssel k_i für einen vorhergehend zu ver- bzw. zu entschlüsselnden Datenblock D_i/C_i und einem vorgegebenen Wert q zu ver- bzw. zu entschlüsseln.
Zusammenfassend zielen Ausführungsbeispiele der vorliegenden Erfindung also erstens auf eine sichere gegenseitige Authentisierung zweier Kommunikationspartner P und T ab. Dabei kann gemäß Ausführungsbeispielen ein erster Kommunikationspartner eine sog. Proximity-Karte P und der zweite Kommunikationspartner ein entsprechendes Lesegerät T sein. Zweitens, zielen Ausführungsbeispiele der vorliegenden Erfindung darauf ab, einen Integritätsschutz von zwischen den beiden Kommunikationspartnern ausgetauschten Nachrichten zu gewährleisten. Drittens soll gemäß Ausführungsbeispiel auch ein Schutz der Vertraulichkeit der ausgetauschten Nachrichten ermöglicht werden. Dabei schließen sich gemäß Ausführungsbeispielen die letzten beiden Zielsetzungen gegenseitig aus, d. h., die Kommunikationspartner können sich nach einer sicheren gegenseitigen Authentisierung 10 entweder auf einen Datentransfermodus 12 mit Integritätsschutz oder auf einen Datentransfermodus mit Vertraulichkeitsschutz einigen. Als grundlegende Voraussetzung teilen beide Kommunikationspartner T und P eine gemeinsame geheime Information k_IV, entsprechend den Einstellungen einer Private-Key Kryptographie. Gemäß Ausführungsbeispielen kann zur Blockverschlüsselung der AES mit einer Schüssellänge von 128 Bit verwendet werden. Andere Blockverschlüsselungsalgorithmen sowie andere Schlüssellängen sind natürlich ebenso denkbar.
Ausführungsbeispiele der vorliegenden Erfindung können inhärent die Sicherheit gegen Seitenkanalangriffe erhöhen. Dadurch ist eine Reduktion von hardwarespezifischen Maßnahmen in einem zugrundegelegten Verschlüsselungsmodul, insbesondere einem AES-Hardwaremodul, möglich. Dies kann beispielsweise zu deutlich in ihrer Größe reduzierten Proximity-Karten führen.
Abhängig von den Gegebenheiten können die erfindungsgemäßen Verfahren sowohl in Hardware oder in Software implementiert werden. Die Implementierung kann auf einem digitalen Speichermedium, beispielsweise einer DVD, CD oder Diskette mit elektronisch auslesbaren Steuersignalen erfolgen, die so mit einem programmierbaren Computersystem zusammenwirken können, dass das entsprechende Verfahren ausgeführt wird. Allgemein besteht die Erfindung somit auch in einem Computerprogrammprodukt mit einem auf einem maschinenlesbaren trägergespeicherten Programmcode zur Durchführung des jeweiligen erfindungsgemäßen Verfahrens, wenn das Computerprogrammprodukt auf einem Rechner abläuft. In anderen Worten ausgedrückt, kann die Erfindung auch als ein Computerprogramm zur Durchführung eines Verfahrens zur Erzeugung eines Session-Schlüssels realisiert werden, wenn das Computerprogramm auf einem Computer abläuft.

Claims

Vorrichtung (20) zur Erzeugung eines Session-Schlüssels (k₀), der einem ersten Kommunikationspartner (P; T) und einem zweiten Kommunikationspartner (T; P) bekannt ist, für den ersten Kommunikationspartner (P; T), aus einer geheimen Information (k_IV), die von dem ersten und dem zweiten Kommunikationspartner ermittelbar ist, mit folgenden Merkmalen: einer Einrichtung (22) zum Erhalten einer Zufallszahl (r_P; r_T); einer Einrichtung (24) zum Berechnen des Session-Schlüssels (k₀) unter Verwendung einer Verknüpfung zumindest eines Teils der Zufallszahl (r_P; r_T) und eines Teils der geheimen Information (k_IV); und einer Einrichtung (28) zum Verwenden des Session-Schlüssels (k₀) für eine Kommunikation mit dem zweiten Kommunikationspartner, wobei die Einrichtung (22) zum Erhalten der Zufallszahl angepasst ist, um eine erste Zufallszahl (r_P) zufällig oder pseudo-zufällig zu ermitteln und um eine zweite Zufallszahl (r_T) von dem zweiten Kommunikationspartner zu erhalten, und wobei die Einrichtung (24) zum Berechnen des Session-Schlüssels (k₀) angepasst ist, um den Session-Schlüssel (k₀) basierend auf einer zweiten Verschlüsselung (AES) eines aus einer ersten Verschlüsselung (AES) abgeleiteten Werts (k') mit einem aus der zweiten Zufallszahl (r_T) abgeleiteten Wert zu erhalten, wobei ein aus einer nichtlinearen Verknüpfung (NLM) der ersten Zufallszahl (r_P) und des Teils der geheimen Information (k_IV) abgeleiteter Wert (k_P) als Schlüssel für die erste Verschlüsselung (AES) verwendet wird, um die geheime Information (k_IV) oder einen daraus abgeleiteten Wert zu verschlüsseln und, um basierend auf der ersten und zweiten Verschlüsselung (AES) den Session-Schlüssel (k₀) zu erhalten.
Vorrichtung gemäß Anspruch 1, wobei Einrichtung (22) zum Erhalten der Zufallszahl (r_P; r_T) angepasst ist, um zumindest einen ersten Teil der Zufallszahl zufällig oder pseudozufällig zu ermitteln.
Vorrichtung gemäß Anspruch 2, wobei Einrichtung (22) zum Erhalten der Zufallszahl angepasst ist, um einen zweiten Teil der Zufallszahl (r_P; r_T) von dem zweiten Kommunikationspartner zu erhalten.
Vorrichtung gemäß einem der vorhergehenden Ansprüche, wobei die Einrichtung (24) zum Berechnen des Session-Schlüssels (k₀) angepasst ist, um den Session-Schlüssel (k₀) unter Verwendung einer nichtlinearen Verknüpfung (NLM) des zumindest eines Teils der Zufallszahl (r_P; r_T) und des Teils der geheimen Information (k_IV) zu berechnen.
Vorrichtung gemäß Anspruch 4, wobei die Einrichtung (24) zum Berechnen des Session-Schlüssels (k₀) angepasst ist, um die nichtlineare Verknüpfung (NLM) mittels eines nichtlinear rückgekoppelten Schieberegisters zu implementieren, das mit dem zumindest einen Teil (r_P) der Zufallszahl geladen wird und sequentiell einzelne Bits des Teils der geheimen Information (k_IV) mit Registerzellen des Schieberegisters verknüpft.
Vorrichtung gemäß Anspruch 4, wobei die Einrichtung (24) zum Berechnen des Session-Schlüssels (k₀) angepasst ist, um die nichtlineare Verknüpfung (NLM) mittels eines nichtlinear rückgekoppelten Schieberegisters zu implementieren, das mit dem Teil der geheimen Information (k_IV) geladen wird und sequentiell einzelne Bits des zumindest einen Teils (r_P) der Zufallszahl mit Registerzellen des Schieberegisters verknüpft.
Vorrichtung gemäß Anspruch 4, wobei die Einrichtung (24) zum Berechnen des Session-Schlüssels (k₀) angepasst ist, um die nichtlineare Verknüpfung (NLM) mittels eines linear rückgekoppelten Schieberegisters zu implementieren, welches durch ein irreduzibles Polynom (f(X)) definiert wird, so dass ein Ergebnis der nichtlinearen Verknüpfung (NLM) von einer Modulo-Operation einer multiplikativen Verknüfpung des zumindest eines Teils der Zufallszahl (r_P; r_T) und dem Teil der geheimen Information (k_IV) mit dem irreduziblen Polynom (f(X)) abhängt.
Vorrichtung gemäß einem der Ansprüche 4 bis 7, wobei die Einrichtung (24) zum Berechnen des Session-Schlüssels (k₀) angepasst ist, um einen aus der nichtlinearen Verknüpfung (NLM) abgeleiteten Wert (k_P) als Schlüssel für eine Verschlüsselung (AES) zu verwenden, um die geheime Information (k_IV) oder einen daraus abgeleiteten Wert zu verschlüsseln und, um basierend auf der Verschlüsselung (AES) den Session-Schlüssel (k₀) zu erhalten.
Vorrichtung gemäß einem der Ansprüche 4 bis 7, wobei die Einrichtung (24) zum Berechnen des Session-Schlüssels (k₀) angepasst ist, um die geheime Information (k_IV) oder einen daraus abgeleiteter Wert als Schlüssel für eine Verschlüsselung (AES) zu verwenden, um einen aus der nichtlinearen Verknüpfung (NLM) abgeleiteten Wert (k_P) zu verschlüsseln und, um basierend auf der Verschlüsselung (AES) den Session-Schlüssel (k₀) zu erhalten.
Vorrichtung gemäß Anspruch 8 oder 9, wobei die Verschlüsselung eine Blockverschlüsselung ist.
Vorrichtung gemäß Anspruch 10, wobei die Blockverschlüsselung auf dem Advanced Encryption Standard (AES) basiert.
Vorrichtung gemäß einem der vorhergehenden Ansprüche, wobei die geheime Information (k_IV) mittels einer Schlüsselgewinnungsfunktion (KD) basierend auf einer gerätespezifischen Identifikation (IV) und einem Generalschlüssel (k_M) ermittelt werden kann.
Vorrichtung gemäß einem der vorhergehenden Ansprüche, wobei die Einrichtung (28) zum Verwenden des Session-Schlüssels (k₀) angepasst ist, um für die Kommunikation mit dem zweiten Kommunikationspartner einen Prüfteil (MAC) zur Authentifizierung einer Nachricht basierend auf der Nachricht und dem Session-Schlüssel (k₀) oder einem daraus abgeleiteten Schlüssel zu berechnen.
Vorrichtung gemäß Anspruch 13, wobei die Einrichtung (28) zum Verwenden des Session-Schlüssels (k₀) angepasst ist, um einen Prüfteil (M_i) einer aktuell zu übermittelnden Nachricht basierend auf einem aus dem Session-Schlüssel (k₀) abgeleiteten aktuellen Schlüssel (k_i) und einem nachfolgenden Schlüssel (k_i+1) für eine nachfolgend zu übermittelnde Nachricht zu berechnen, wobei der nachfolgende Schlüssel (k_i+1) von dem abgeleiteten aktuellen Schlüssel (k_i) und der aktuell zu übermittelnden Nachricht abhängt.
Vorrichtung gemäß Anspruch 13 oder 14, wobei die Einrichtung (28) zum Verwenden des Session-Schlüssels (k₀) angepasst ist, um für die Berechnung des Prüfteils (M_i) eine Blockverschlüsselung (AES) gemäß dem Advanced Encryption Standard zu verwenden.
Vorrichtung gemäß einem der vorhergehenden Ansprüche, wobei die Einrichtung (28) zum Verwenden des Session-Schlüssels (k₀) angepasst ist, um für die Kommunikation mit dem zweiten Kommunikationspartner Datenblöcke (D_i) einer Nachricht basierend auf dem Session-Schlüssel (k₀) oder einem daraus abgeleiteten Schlüssel zu ver-/entschlüsseln.
Vorrichtung gemäß Anspruch 16, wobei die Einrichtung (28) zum Verwenden des Session-Schlüssels (k₀) angepasst ist, um einen aktuellen Schlüssel (k_i+1) für einen aktuell zu ver-/entschlüsselnden Datenblock (D_i+1) basierend auf einem vorhergehenden Schlüssel (k_i) für einen vorhergehend zu ver-/entschlüsselnden Datenblock (D_i) und einem vorgegebenen Wert (q) zu ver-/entschlüsseln.
Vorrichtung gemäß Anspruch 16 oder 17, wobei die Einrichtung (28) zum Verwenden des Session-Schlüssels (k₀) angepasst ist, um für die Berechnung des aktuellen Schlüssels (k_i+1) eine Blockverschlüsselung (AES) gemäß dem Advanced Encryption Standard zu verwenden.
Verfahren zur Erzeugung eines Session-Schlüssels (k₀), der einem ersten Kommunikationspartner und einem zweiten Kommunikationspartner bekannt ist, für den ersten Kommunikationspartner, aus einer geheimen Information (k₁), die von dem ersten und dem zweiten Kommunikationspartner ermittelbar ist, mit folgenden Schritten: Erhalten (32) einer Zufallszahl (r_P; r_T); Berechnen (34) des Session-Schlüssels (k₀) unter Verwendung einer Verknüpfung zumindest eines Teils der Zufallszahl (r_P; r_T) und eines Teils der geheimen Information (k_IV); und Verwenden (36) des Session-Schlüssels (k₀) für eine Kommunikation mit dem zweiten Kommunikationspartner, wobei beim Erhalten der Zufallszahl eine erste Zufallszahl (k_P) basierend auf einer nichtlinearen Verknüpfung (NLM) einer zufällig oder pseudo-zufällig ermittelten Zufallszahl (r_P) oder einem daraus abgeleiteten Wert und einem Teil der geheimen Information (k_IV) ermittelt wird und eine zweite Zufallszahl (r_T) von dem zweiten Kommunikationspartner erhalten wird, und wobei die Berechnung des Session-Schlüssels (k₀) auf einer Blockverschlüsselung (AES) eines aus der geheimen Information (k_IV) abgeleiteten Werts mit einem aus der ersten (k_P) und der zweiten Zufallszahl (r_T) abgeleiteten Schlüssel basiert.
Verfahren gemäß Anspruch 19, wobei der Session-Schlüssel (k₀) sowohl von dem ersten als auch von dem zweiten Kommunikationspartner basierend auf der Zufallszahl (r_P; r_T) und der geheimen Information (k_IV) erzeugt wird.
Verfahren gemäß Anspruch 19 oder 20, wobei der Session-Schlüssel (k₀) in einem Authentisierungsverfahren als gemeinsames Geheimnis für eine Authentisierung zwischen dem ersten und zweiten Kommunikationspartner verwendet wird.
Verfahren gemäß einem der Ansprüche 19 bis 21, wobei das Authentisierungsverfahren ein Challenge-Response-Verfahren für eine einseitige oder gegenseitige Authentisierung mittels des Session-Schlüssels (k₀) ist.
Vorrichtung (20) zur Erzeugung eines Session-Schlüssels (k₀), der einem ersten Kommunikationspartner (P; T) und einem zweiten Kommunikationspartner (T; P) bekannt ist, für den ersten Kommunikationspartner (P; T), aus einer geheimen Information (k_IV), die von dem ersten und dem zweiten Kommunikationspartner ermittelbar ist, mit folgenden Merkmalen: einer Einrichtung (22) zum Erhalten einer Zufallszahl (r_P; r_T); einer Einrichtung (24) zum Berechnen des Session-Schlüssels (k₀) unter Verwendung einer Verknüpfung zumindest eines Teils der Zufallszahl (r_P; r_T) und eines Teils der geheimen Information (k_IV); und einer Einrichtung (28) zum Verwenden des Session-Schlüssels (k₀) für eine Kommunikation mit dem zweiten Kommunikationspartner, wobei die Einrichtung (22) zum Erhalten der Zufallszahl angepasst ist, um eine erste Zufallszahl (r_P) zufällig oder pseudo-zufällig zu ermitteln und um eine zweite Zufallszahl (r_T) von dem zweiten Kommunikationspartner zu erhalten, und wobei die Einrichtung (24) zum Berechnen des Session-Schlüssels (k₀) angepasst ist, um den Session-Schlüssel (k₀) basierend auf einer Verschlüsselung (AES) eines aus der geheimen Information (k_IV) abgeleiteten Werts mit einem aus der ersten (r_P) und der zweiten Zufallszahl (r_T) abgeleiteten Schlüssel zu berechnen.
Verfahren zur Erzeugung eines Session-Schlüssels (k₀), der einem ersten Kommunikationspartner und einem zweiten Kommunikationspartner bekannt ist, für den ersten Kommunikationspartner, aus einer geheimen Information (k_IV), die von dem ersten und dem zweiten Kommunikationspartner ermittelbar ist, mit folgenden Schritten: Erhalten (32) einer Zufallszahl (r_P; r_T); Berechnen (34) des Session-Schlüssels (k₀) unter Verwendung einer Verknüpfung zumindest eines Teils der Zufallszahl (r_P; r_T) und eines Teils der geheimen Information (k_IV); und Verwenden (36) des Session-Schlüssels (k₀) für eine Kommunikation mit dem zweiten Kommunikationspartner, wobei beim Erhalten der Zufallszahl eine erste Zufallszahl (r_P) von dem von dem ersten Kommunikationspartner zufällig oder pseudo-zufällig ermittelt und eine zweite Zufallszahl (r_T) von dem zweiten Kommunikationspartner erhalten wird, und wobei die Berechnung des Session-Schlüssels (k₀) auf einer Blockverschlüsselung (AES) der zweiten Zufallszahl (r_T) mit einer Blockverschlüsselung (AES) der geheimen Information (k_IV) mit einer nichtlinearen Verknüpfung (NLM) des der ersten Zufallszahl (r_P) und des Teils der geheimen Information (k_IV) basiert.
Computerprogramm zur Durchführung des Verfahrens gemäß Anspruch 19 oder 24, wenn das Computerprogramm auf einem Computer oder Mikrocontroller abläuft.