JP2002538745A - セルラー通信システム用認証方法 - Google Patents
セルラー通信システム用認証方法Info
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Abstract
(57)【要約】
送信オーバヘッドを最小に保ちながら双方向認証手順のセキュリティを向上させる１つの方式である。第２パーティーとの通信の開始を望む第１パーティーは、第１の桁数を有する乱数を生成する。次いで、第１パーティーは、秘密暗号鍵を使用して乱数を暗号化し、第１の桁数よりも多いか、又は等しい第２の桁数を有する暗号化乱数を得る。次いで、暗号化乱数から選択された第３の桁数が、第２パーティーに送信される。ただし、第３の桁数は第１の桁数よりも少ない。第２パーティーは、第１パーティーから送信された桁を受信し、予め合意された方法で第３の桁数を伸長して、第２の桁数を得る。次いで、第２パーティーは、第２パーティーの秘密鍵を使用して第２の桁数を暗号解読し、第１パーティーによって選ばれた元の乱数とは等しくない第１の桁数を得る。次いで、そのようにして得られた第１の桁数は、第２パーティーの秘密鍵を暗号化するために第２パーティーによって暗号鍵として使用され、それによって第２の桁数を含む暗号化鍵を得る。次いで、第２の桁数よりも少ない第４の桁数が第２パーティーによって選択され、第１パーティーに送信される。
Description
【０００１】 [発明の背景] 本発明は、遠隔通信、より詳細には多重アクセス遠隔通信に、更により詳細に
はセルラー無線電話通信に関するものである。本発明によれば、アイデンティテ
ィー照合プロセスの副産物として提供される暗号鍵を使用して、第１パーティー
及び第２パーティーが暗号化通信に携わる前に、第１パーティーが第２パーティ
ーのアイデンティティー、ならびに第２パーティーが第１パーティーのアイデン
ティティーを電気的に検証することが可能になる。
はセルラー無線電話通信に関するものである。本発明によれば、アイデンティテ
ィー照合プロセスの副産物として提供される暗号鍵を使用して、第１パーティー
及び第２パーティーが暗号化通信に携わる前に、第１パーティーが第２パーティ
ーのアイデンティティー、ならびに第２パーティーが第１パーティーのアイデン
ティティーを電気的に検証することが可能になる。
【０００２】 通信セッションのセキュリティを保証するという問題は、セッションが音声、
ビデオ、又は別の種類のデータを含むかどうかにかかわらず、今に始まった問題
ではない。Abrahamらの米国特許第４７９９０６１号は、図１に示す通信システ
ム中の構成要素を認証するためのシステムを記載している。第２パーティーとの
通信を望む第１パーティーは、暗号化アルゴリズム１の入力として第１パーティ
ーの秘密鍵と共に点Ａで印加される乱数を選ぶ。第１パーティーのアルゴリズム
１は、秘密鍵に従って乱数を暗号化し、得られる暗号化乱数は、第１パーティー
によって第２パーティーに送信される。第２パーティーは、受信した暗号化乱数
を第２パーティー自身の秘密鍵と共に、暗号解読アルゴリズム２の入力として印
加する。暗号解読アルゴリズム２は、第２パーティーの秘密鍵が第１パーティー
の秘密鍵と同じであり、かつそれらのアルゴリズムが同じである場合にだけ、点
Ａで第１パーティーによって印加された乱数を点Ｂで再現する。第２パーティー
は、再現された乱数を第２パーティーの秘密鍵と共に、第２パーティーの暗号化
アルゴリズム１の入力として印加する。第２パーティーのアルゴリズム１は、再
現された乱数に従って第２パーティーの秘密鍵を暗号化し、得られる暗号化した
第２パーティーの秘密鍵は、第２パーティーによって第１パーティーに送信され
る。第１パーティーは、その暗号解読アルゴリズム２の中で、第１パーティーの
乱数を暗号解読鍵として使用して、受信した暗号化された第２パーティーの秘密
鍵を暗号解読する。比較器３は、第１パーティーの秘密鍵及び暗号解読した第２
パーティーの秘密鍵が同じかどうかを判定する。それらが同じである場合、第１
パーティーは、第２パーティーを認証したことになる。すなわちこの状況の下で
は、どちらのパーティーも同じアルゴリズム及び鍵を使用しているということで
ある。次いで、通信が、そのとき暗号化鍵及び暗号解読鍵としてどちらのパーテ
ィーも所有する乱数を使用して続行される。
ビデオ、又は別の種類のデータを含むかどうかにかかわらず、今に始まった問題
ではない。Abrahamらの米国特許第４７９９０６１号は、図１に示す通信システ
ム中の構成要素を認証するためのシステムを記載している。第２パーティーとの
通信を望む第１パーティーは、暗号化アルゴリズム１の入力として第１パーティ
ーの秘密鍵と共に点Ａで印加される乱数を選ぶ。第１パーティーのアルゴリズム
１は、秘密鍵に従って乱数を暗号化し、得られる暗号化乱数は、第１パーティー
によって第２パーティーに送信される。第２パーティーは、受信した暗号化乱数
を第２パーティー自身の秘密鍵と共に、暗号解読アルゴリズム２の入力として印
加する。暗号解読アルゴリズム２は、第２パーティーの秘密鍵が第１パーティー
の秘密鍵と同じであり、かつそれらのアルゴリズムが同じである場合にだけ、点
Ａで第１パーティーによって印加された乱数を点Ｂで再現する。第２パーティー
は、再現された乱数を第２パーティーの秘密鍵と共に、第２パーティーの暗号化
アルゴリズム１の入力として印加する。第２パーティーのアルゴリズム１は、再
現された乱数に従って第２パーティーの秘密鍵を暗号化し、得られる暗号化した
第２パーティーの秘密鍵は、第２パーティーによって第１パーティーに送信され
る。第１パーティーは、その暗号解読アルゴリズム２の中で、第１パーティーの
乱数を暗号解読鍵として使用して、受信した暗号化された第２パーティーの秘密
鍵を暗号解読する。比較器３は、第１パーティーの秘密鍵及び暗号解読した第２
パーティーの秘密鍵が同じかどうかを判定する。それらが同じである場合、第１
パーティーは、第２パーティーを認証したことになる。すなわちこの状況の下で
は、どちらのパーティーも同じアルゴリズム及び鍵を使用しているということで
ある。次いで、通信が、そのとき暗号化鍵及び暗号解読鍵としてどちらのパーテ
ィーも所有する乱数を使用して続行される。
【０００３】 Abrahamの特許中で記載されているシステムには、いくつかの欠点がある。点
Ａで第１パーティーによって挿入されたのと同じ乱数を、点Ｂで第２パーティー
が再現できるためには、ＡからＢへの送信が「情報可逆（information lossless
）」でなければならない。情報可逆送信に伴う必然的結果の１つが、第１パーテ
ィーから第２パーティーに送信される暗号化乱数の桁数を、乱数の桁数よりも少
なくすることができないということである。より少ない桁が送信される場合、必
然的に乱数を再現するのに必要な情報よりも少ない情報しか送信されないことに
なる。実際、暗号アルゴリズムの特性において、十分な情報が暗号化乱数中に含
まれない場合には、点Ｂで単一桁の乱数さえもエラー無しに再現することが保証
されないほどである。
Ａで第１パーティーによって挿入されたのと同じ乱数を、点Ｂで第２パーティー
が再現できるためには、ＡからＢへの送信が「情報可逆（information lossless
）」でなければならない。情報可逆送信に伴う必然的結果の１つが、第１パーテ
ィーから第２パーティーに送信される暗号化乱数の桁数を、乱数の桁数よりも少
なくすることができないということである。より少ない桁が送信される場合、必
然的に乱数を再現するのに必要な情報よりも少ない情報しか送信されないことに
なる。実際、暗号アルゴリズムの特性において、十分な情報が暗号化乱数中に含
まれない場合には、点Ｂで単一桁の乱数さえもエラー無しに再現することが保証
されないほどである。
【０００４】 更に、Abrahamの特許は、送信用の第２パーティーの鍵を暗号化するために乱
数を使用する。この送信が傍受され、乱数が鍵よりも少ない桁数を含む（すなわ
ち、鍵よりも短い）場合、盗聴者が暗号を解読して秘密鍵を読むことは、秘密鍵
自身を解読するよりも容易になる。したがって、システムのセキュリティが、乱
数の長さによって決定されるセキュリティよりも勝ることはない。秘密鍵によっ
てもたらされるセキュリティの程度が損なわれることを回避するために、乱数の
長さは鍵の長さ以上でなければならず、したがって、第１パーティーから第２パ
ーティーに送信される暗号化乱数も、鍵よりも長くなければならない。しかし、
十分なセキュリティのために長い鍵を選ぶには、かなりの伝送時間が必要となる
。例えば、セルラー電話システムなどの一部の通信システムでは、伝送時間は不
足ぎみで高価な資源となっている。
数を使用する。この送信が傍受され、乱数が鍵よりも少ない桁数を含む（すなわ
ち、鍵よりも短い）場合、盗聴者が暗号を解読して秘密鍵を読むことは、秘密鍵
自身を解読するよりも容易になる。したがって、システムのセキュリティが、乱
数の長さによって決定されるセキュリティよりも勝ることはない。秘密鍵によっ
てもたらされるセキュリティの程度が損なわれることを回避するために、乱数の
長さは鍵の長さ以上でなければならず、したがって、第１パーティーから第２パ
ーティーに送信される暗号化乱数も、鍵よりも長くなければならない。しかし、
十分なセキュリティのために長い鍵を選ぶには、かなりの伝送時間が必要となる
。例えば、セルラー電話システムなどの一部の通信システムでは、伝送時間は不
足ぎみで高価な資源となっている。
【０００５】 しかしながら、セルラー電話などのフレキシブルなシステムでは、通信セキュ
リティが強く要望されている。米国では、セルラー電話による不正のための損失
は数億ドルに達している。そのため、製造業者、サービス・プロバイダ、連邦通
信委員会（ＦＣＣ:Federal Communications Commission）及び産業通商グループ
が、そのような不正を撃退するために多くの技術を開発することを余儀なくされ
ている。１つの技術として、不正な存在への接続を回避するために、無線基地局
及び移動局の両方、すなわち通信リンクの両端を認証するものがある。
リティが強く要望されている。米国では、セルラー電話による不正のための損失
は数億ドルに達している。そのため、製造業者、サービス・プロバイダ、連邦通
信委員会（ＦＣＣ:Federal Communications Commission）及び産業通商グループ
が、そのような不正を撃退するために多くの技術を開発することを余儀なくされ
ている。１つの技術として、不正な存在への接続を回避するために、無線基地局
及び移動局の両方、すなわち通信リンクの両端を認証するものがある。
【０００６】 セルラー通信システムの単純化したレイアウトを図２に示す。移動電話Ｍ１〜
Ｍ１０は、セルラー基地局Ｂ１〜Ｂ１０に無線信号を送信し、かつそこから無線
信号を受信することによって、公衆交換網の固定部分と通信する。セルラー基地
局Ｂ１〜Ｂ１０は、移動体交換局（ＭＳＣ:Mobile Switching Center）を介して
公衆交換網に接続されている。各基地局Ｂ１〜Ｂ１０は、対応する領域又は「セ
ル」Ｃ１〜Ｃ１０内で信号を送信する。図２に示すように、基地局の理想化した
配置編成においては、セルのオーバラップが最小限となる状態で、移動体通信が
通常行われる領域（例えば大都市圏）が実質的にカバーされている。
Ｍ１０は、セルラー基地局Ｂ１〜Ｂ１０に無線信号を送信し、かつそこから無線
信号を受信することによって、公衆交換網の固定部分と通信する。セルラー基地
局Ｂ１〜Ｂ１０は、移動体交換局（ＭＳＣ:Mobile Switching Center）を介して
公衆交換網に接続されている。各基地局Ｂ１〜Ｂ１０は、対応する領域又は「セ
ル」Ｃ１〜Ｃ１０内で信号を送信する。図２に示すように、基地局の理想化した
配置編成においては、セルのオーバラップが最小限となる状態で、移動体通信が
通常行われる領域（例えば大都市圏）が実質的にカバーされている。
【０００７】 ユーザがセル内で移動電話を活動させるとき、移動電話は、その移動電話の存
在を示す信号をセルの基地局に送信する。移動電話は、各基地局によって連続的
にモニタされる指定されたセットアップ・チャネル内に信号を送信するが、その
信号は移動電話の電子シリアル番号（ＥＳＮ:electronic serial number）を含
むことができる。基地局が移動電話の信号を受信したとき、基地局は、セル内の
移動電話の存在を登録する。このプロセスは周期的に反復することができ、その
結果、移動電話が別のセル内に移動した場合にも移動電話は適切に登録される。
在を示す信号をセルの基地局に送信する。移動電話は、各基地局によって連続的
にモニタされる指定されたセットアップ・チャネル内に信号を送信するが、その
信号は移動電話の電子シリアル番号（ＥＳＮ:electronic serial number）を含
むことができる。基地局が移動電話の信号を受信したとき、基地局は、セル内の
移動電話の存在を登録する。このプロセスは周期的に反復することができ、その
結果、移動電話が別のセル内に移動した場合にも移動電話は適切に登録される。
【０００８】 移動電話番号がダイアルされたとき、電話会社の電話局は、その番号を移動電
話として認識し、ＭＳＣに呼出しを転送する。ＭＳＣは、ダイアルされた移動電
話番号及び現登録情報に基づいて、ある基地局にページング・メッセージを送信
する。基地局のうちの１つ又は複数は、そのセットアップ・チャネル上にページ
を送信する。ダイアルされた移動電話は、セットアップ・チャネル上のそのアイ
デンティティーを認識し、基地局ページに応答する。移動電話は、割り当てられ
たボイス・チャネルに同調する命令にも追従し、次いでリンギングを開始する。
移動体ユーザが通信を終了するとき、シグナル・トーンが基地局に送信され、両
端はボイス・チャネルを解放する。
話として認識し、ＭＳＣに呼出しを転送する。ＭＳＣは、ダイアルされた移動電
話番号及び現登録情報に基づいて、ある基地局にページング・メッセージを送信
する。基地局のうちの１つ又は複数は、そのセットアップ・チャネル上にページ
を送信する。ダイアルされた移動電話は、セットアップ・チャネル上のそのアイ
デンティティーを認識し、基地局ページに応答する。移動電話は、割り当てられ
たボイス・チャネルに同調する命令にも追従し、次いでリンギングを開始する。
移動体ユーザが通信を終了するとき、シグナル・トーンが基地局に送信され、両
端はボイス・チャネルを解放する。
【０００９】 前述のオペレーションでは、移動電話は、一定のネットワークに永続的に接続
されるのではなく、基地局とのいわゆる「エア・インターフェース（air interf
ace）」を介して通信するものである。もちろん、これによってセルラー通信シ
ステムは使い勝手のよいものとなっている。それは、通信システムに物理的にリ
ンクされるという制限なしに、ユーザが容易に移動電話を持ち運ぶことが可能に
なるからである。しかし、やはりこの同じ特徴により、セルラー電話システムを
介して送信された情報を保護することを難しくしているのである。
されるのではなく、基地局とのいわゆる「エア・インターフェース（air interf
ace）」を介して通信するものである。もちろん、これによってセルラー通信シ
ステムは使い勝手のよいものとなっている。それは、通信システムに物理的にリ
ンクされるという制限なしに、ユーザが容易に移動電話を持ち運ぶことが可能に
なるからである。しかし、やはりこの同じ特徴により、セルラー電話システムを
介して送信された情報を保護することを難しくしているのである。
【００１０】 例えば、通常の有線電話システムでは、電話機が物理的に接続されている通信
回線を介して使用される場合、電話局は課金すべき特定の加入者を識別すること
ができる。したがって、加入者のアカウントを不正に使用するには、通常加入者
の回線に物理的に接続を行う必要がある。このことは、不正の意図があるユーザ
にとって発見されるリスクがあることを示すものである。
回線を介して使用される場合、電話局は課金すべき特定の加入者を識別すること
ができる。したがって、加入者のアカウントを不正に使用するには、通常加入者
の回線に物理的に接続を行う必要がある。このことは、不正の意図があるユーザ
にとって発見されるリスクがあることを示すものである。
【００１１】 他方、セルラー遠隔通信システムでは、エア・インターフェースを介して通信
するので、不正の意図があるユーザにとって、そのような接続の問題はない。保
護方式が存在せず、ＥＳＮが、通信を確立し維持するために様々な時にネットワ
ークに送信されるので、不正ユーザは、他の加入者のＥＳＮにアクセスすること
によって別の加入者のアカウントを使用することができる。
するので、不正の意図があるユーザにとって、そのような接続の問題はない。保
護方式が存在せず、ＥＳＮが、通信を確立し維持するために様々な時にネットワ
ークに送信されるので、不正ユーザは、他の加入者のＥＳＮにアクセスすること
によって別の加入者のアカウントを使用することができる。
【００１２】 標準セルラー接続を確立する際に、一般に移動電話によって２つの識別コード
がシステムに送信される。これらは、移動体識別番号（ＭＩＮ:Mobile Identifi
cation Number）及びＥＳＮである。ＭＩＮは加入者を識別し、ＥＳＮは加入者
が使用する実際のハードウェアを識別する。したがって、加入者が新しい装置を
購入することにより、特定のＥＳＮに対応するＭＩＮが、時間の経過と共に変更
される可能性があることが予想される。ＭＩＮは、１０桁のディレクトリ電話番
号から導出される３４ビット２進数であり、ＥＳＮは、移動電話を一意的に識別
する３２ビット２進数である。ＥＳＮは、一般に移動電話製造業者によって設定
される。
がシステムに送信される。これらは、移動体識別番号（ＭＩＮ:Mobile Identifi
cation Number）及びＥＳＮである。ＭＩＮは加入者を識別し、ＥＳＮは加入者
が使用する実際のハードウェアを識別する。したがって、加入者が新しい装置を
購入することにより、特定のＥＳＮに対応するＭＩＮが、時間の経過と共に変更
される可能性があることが予想される。ＭＩＮは、１０桁のディレクトリ電話番
号から導出される３４ビット２進数であり、ＥＳＮは、移動電話を一意的に識別
する３２ビット２進数である。ＥＳＮは、一般に移動電話製造業者によって設定
される。
【００１３】 例えば、拡張移動電話システム（ＡＭＰＳ）において通信をセットアップする
際に使用される従来の認証方法を、図３のフローチャートに示す。この方法によ
れば、基地局は、ブロック２００で移動電話からＥＳＮ及びＭＩＮの両方を受信
する。これらの識別コードは、移動電話から受信されたことを示す指定されたＥ
ＳＮｍ及びＭＩＮｍである。次にブロック２０２で、基地局は、システム・メモ
リからＭＩＮｍに対応するＥＳＮｓｙｓを取り出す。次いでブロック２０４で、
ＥＳＮｓｙｓはＥＳＮｍと比較される。２つのシリアル番号が同じである場合、
フローはブロック２０６に進み、システム・アクセスが許可される。同じでない
場合、システム・アクセスはブロック２０８で拒絶される。
際に使用される従来の認証方法を、図３のフローチャートに示す。この方法によ
れば、基地局は、ブロック２００で移動電話からＥＳＮ及びＭＩＮの両方を受信
する。これらの識別コードは、移動電話から受信されたことを示す指定されたＥ
ＳＮｍ及びＭＩＮｍである。次にブロック２０２で、基地局は、システム・メモ
リからＭＩＮｍに対応するＥＳＮｓｙｓを取り出す。次いでブロック２０４で、
ＥＳＮｓｙｓはＥＳＮｍと比較される。２つのシリアル番号が同じである場合、
フローはブロック２０６に進み、システム・アクセスが許可される。同じでない
場合、システム・アクセスはブロック２０８で拒絶される。
【００１４】 このシステムの１つの欠点は、エア・インターフェース上で、又は他のソース
から傍受することによって、不正ユーザが有効なＭＩＮ／ＥＳＮの組み合わせを
組み上げることが比較的簡単であることである。移動電話から受信したＭＩＮ及
びＥＳＮがシステム・メモリ中に格納されているものと一致した場合、この従来
のシステムによるアクセスは有効であると推定されるので、不正アクセスのため
に必要な情報の全てを電子傍受によって得ることができる。
から傍受することによって、不正ユーザが有効なＭＩＮ／ＥＳＮの組み合わせを
組み上げることが比較的簡単であることである。移動電話から受信したＭＩＮ及
びＥＳＮがシステム・メモリ中に格納されているものと一致した場合、この従来
のシステムによるアクセスは有効であると推定されるので、不正アクセスのため
に必要な情報の全てを電子傍受によって得ることができる。
【００１５】 Dentの米国特許第５０９１９４２号、ならびにDentらの米国特許第５２８２２
５０号、第５３９０２４５号、及び第５５５９８８６号は、セルラー電話システ
ムなどのシステムでの通信セキュリティの問題を対象とし、これらの特許の全て
を参照により本明細書に明白に組込まれる。これらの特許は、従来のセルラー電
話方法及びAbrahamの特許の方法に伴う前述の問題を、図４に示す方法などによ
って解決する。
５０号、第５３９０２４５号、及び第５５５９８８６号は、セルラー電話システ
ムなどのシステムでの通信セキュリティの問題を対象とし、これらの特許の全て
を参照により本明細書に明白に組込まれる。これらの特許は、従来のセルラー電
話方法及びAbrahamの特許の方法に伴う前述の問題を、図４に示す方法などによ
って解決する。
【００１６】 第１パーティーは、一般に通信を開始するパーティーであり、乱数ｒａｎｄを
選び、ｒａｎｄを第２パーティーに送信する。加えて、第１パーティーは、認証
アルゴリズム１０を使用して、第１パーティーの秘密鍵によりｒａｎｄを暗号化
し、２つの部分ｒｅｓｐ１及びｒｅｓｐ２を有する暗号化乱数を生成する。第１
パーティーは、第２パーティーにｒｅｓｐ２も送信する。第２パーティーは、認
証アルゴリズム１０のそのローカル・バージョンで、受信したｒａｎｄを第２パ
ーティーの秘密鍵により暗号化し、２つの部分ｒｅｓｐ１’及びｒｅｓｐ２’を
有する暗号化乱数を生成する。第２パーティーは、比較器１１を使用してｒｅｓ
ｐ２’がｒｅｓｐ２にマッチするかどうかを判定する。マッチは、第１パーティ
ーがおそらく真正であり、応答に値することを第２パーティーに示す。第２パー
ティーから第１パーティーへの応答は、ｒｅｓｐ１’を含む。第１パーティーは
、比較器１２を使用して、受信したｒｅｓｐ１’がｒｅｓｐ１にマッチするかど
うかを判定する。マッチは、第２パーティーがおそらく真正であることを第１パ
ーティーに示す。通信の両端のそのような認証は、双方向認証と呼ぶことができ
る。
選び、ｒａｎｄを第２パーティーに送信する。加えて、第１パーティーは、認証
アルゴリズム１０を使用して、第１パーティーの秘密鍵によりｒａｎｄを暗号化
し、２つの部分ｒｅｓｐ１及びｒｅｓｐ２を有する暗号化乱数を生成する。第１
パーティーは、第２パーティーにｒｅｓｐ２も送信する。第２パーティーは、認
証アルゴリズム１０のそのローカル・バージョンで、受信したｒａｎｄを第２パ
ーティーの秘密鍵により暗号化し、２つの部分ｒｅｓｐ１’及びｒｅｓｐ２’を
有する暗号化乱数を生成する。第２パーティーは、比較器１１を使用してｒｅｓ
ｐ２’がｒｅｓｐ２にマッチするかどうかを判定する。マッチは、第１パーティ
ーがおそらく真正であり、応答に値することを第２パーティーに示す。第２パー
ティーから第１パーティーへの応答は、ｒｅｓｐ１’を含む。第１パーティーは
、比較器１２を使用して、受信したｒｅｓｐ１’がｒｅｓｐ１にマッチするかど
うかを判定する。マッチは、第２パーティーがおそらく真正であることを第１パ
ーティーに示す。通信の両端のそのような認証は、双方向認証と呼ぶことができ
る。
【００１７】 従来方法とは対照的に、パーティーによって交換される量ｒａｎｄ、ｒｅｓｐ
２、及びｒｅｓｐ１’の長さは、図４に示すシステムのセキュリティには重要で
はない。実際、これらの量は、秘密鍵よりも少ない桁を有することができる。桁
数は、第１パーティーと同じ秘密鍵を所有しない第２パーティーが、第１パーテ
ィーが予期する値ｒｅｓｐ１と等しいｒｅｓｐ１’を偶然に得る確率が無視でき
るほど小さく、第２パーティーによって計算されることになるｒｅｓｐ２’の値
に等しい値ｒｅｓｐ２を第１パーティーが偶然に得る確率が無視できるほど小さ
ければ、十分である。例えば、ｒｅｓｐ１及びｒｅｓｐ２の両方が、１６個の２
進数（ビット）を有する場合、そのような値を偶然に正しく得る可能性は、わず
か１／６５５３６であり、これは、多くの有用な通信システムに関して、謎解き
ゲームを無益なものとするのに足る十分小さい値である。更に、ｒｅｓｐ１及び
ｒｅｓｐ２を組合わせた秘密鍵よりもずっと短い長さを使用することは、たとえ
全ての鍵を試行するのに十分なコンピューティング能力が利用可能である場合で
も、鍵の一意的な決定を可能にするには不十分である情報が送信されることを意
味する。それでも、図４の方法は、パーティー間で長い認証量を交換する送信時
間オーバヘッドを招くことはないにしても、そのような計算を非実際的にするよ
うに長い鍵を選ぶ自由が残されている。
２、及びｒｅｓｐ１’の長さは、図４に示すシステムのセキュリティには重要で
はない。実際、これらの量は、秘密鍵よりも少ない桁を有することができる。桁
数は、第１パーティーと同じ秘密鍵を所有しない第２パーティーが、第１パーテ
ィーが予期する値ｒｅｓｐ１と等しいｒｅｓｐ１’を偶然に得る確率が無視でき
るほど小さく、第２パーティーによって計算されることになるｒｅｓｐ２’の値
に等しい値ｒｅｓｐ２を第１パーティーが偶然に得る確率が無視できるほど小さ
ければ、十分である。例えば、ｒｅｓｐ１及びｒｅｓｐ２の両方が、１６個の２
進数（ビット）を有する場合、そのような値を偶然に正しく得る可能性は、わず
か１／６５５３６であり、これは、多くの有用な通信システムに関して、謎解き
ゲームを無益なものとするのに足る十分小さい値である。更に、ｒｅｓｐ１及び
ｒｅｓｐ２を組合わせた秘密鍵よりもずっと短い長さを使用することは、たとえ
全ての鍵を試行するのに十分なコンピューティング能力が利用可能である場合で
も、鍵の一意的な決定を可能にするには不十分である情報が送信されることを意
味する。それでも、図４の方法は、パーティー間で長い認証量を交換する送信時
間オーバヘッドを招くことはないにしても、そのような計算を非実際的にするよ
うに長い鍵を選ぶ自由が残されている。
【００１８】 他方、図４の方法は、盗聴者が真正の第１パーティーからｒａｎｄとｒｅｓｐ
２対のいくつかの組を集めることができ、次いでその組を使用して真正の第２パ
ーティーをアドレス指定するか、又は秘密鍵の解読を試行することができる場合
、弱められる可能性がある。上記で参照により組み込んだ特許は、ローリング・
キーの使用を含めて、後者の弱点を抑える方式を開示する。Osbornによる「Ｓｙ
ｓｔｅｍ ｆｏｒ Ｐｒｅｖｅｎｔｉｎｇ Ｅｌｅｃｔｒｏｎｉｃ Ｍｅｍｏｒ
ｙ Ｔａｍｐｅｒｉｎｇ」という名称の米国特許出願第０８／７０６５７４号は
、前者の弱点に対処するものであり、この特許出願を参照により本明細書に明白
に組込まれる。
２対のいくつかの組を集めることができ、次いでその組を使用して真正の第２パ
ーティーをアドレス指定するか、又は秘密鍵の解読を試行することができる場合
、弱められる可能性がある。上記で参照により組み込んだ特許は、ローリング・
キーの使用を含めて、後者の弱点を抑える方式を開示する。Osbornによる「Ｓｙ
ｓｔｅｍ ｆｏｒ Ｐｒｅｖｅｎｔｉｎｇ Ｅｌｅｃｔｒｏｎｉｃ Ｍｅｍｏｒ
ｙ Ｔａｍｐｅｒｉｎｇ」という名称の米国特許出願第０８／７０６５７４号は
、前者の弱点に対処するものであり、この特許出願を参照により本明細書に明白
に組込まれる。
【００１９】 しかし、送信オーバヘッドを最小に保ちながら、双方向認証手順のセキュリテ
ィを向上することが依然として重要である。これらの目的又は利点は、この出願
で説明する認証方法を実施するときに得られる。
ィを向上することが依然として重要である。これらの目的又は利点は、この出願
で説明する認証方法を実施するときに得られる。
【００２０】 ［発明の概要］ 第２パーティーとの通信の開始を望む第１パーティーは、第１の桁数を有する
乱数を生成する。次いで、第１パーティーは、秘密暗号鍵を使用して乱数を暗号
化し、第１の桁数よりも多い、又は等しい桁の第２の桁数を有する暗号化乱数を
得る。次いで、暗号化乱数の選択した第３の桁数が、第２パーティーに送信され
る。ただし、第３の桁数は第１の桁数よりも少ない。
乱数を生成する。次いで、第１パーティーは、秘密暗号鍵を使用して乱数を暗号
化し、第１の桁数よりも多い、又は等しい桁の第２の桁数を有する暗号化乱数を
得る。次いで、暗号化乱数の選択した第３の桁数が、第２パーティーに送信され
る。ただし、第３の桁数は第１の桁数よりも少ない。
【００２１】 第２パーティーは、第１パーティーから送信された桁を受信し、予め合意され
た方法で第３の桁数を伸長し、第２の桁数を得る。伸長プロセスは、ゼロなどの
一定の桁で第３の桁数を引き伸ばすのと同様に、単純でよい。
た方法で第３の桁数を伸長し、第２の桁数を得る。伸長プロセスは、ゼロなどの
一定の桁で第３の桁数を引き伸ばすのと同様に、単純でよい。
【００２２】 次い、で第２パーティーは、第２パーティーの秘密鍵を使用して、得られた第
２の数桁を暗号解読し、第１の桁数を得る。この第１の桁数は、第１パーティー
によって選ばれた元の乱数と等しくない。次いで、そのように得られた第１の桁
数は、第２パーティーの秘密鍵を暗号化するために暗号鍵として第２パーティー
によって使用され、それによって第２の桁数を含む暗号化鍵を得る。次いで、第
２の桁数よりも少ない第４の桁数が第２パーティーによって選択され、第１パー
ティーに送信される。
２の数桁を暗号解読し、第１の桁数を得る。この第１の桁数は、第１パーティー
によって選ばれた元の乱数と等しくない。次いで、そのように得られた第１の桁
数は、第２パーティーの秘密鍵を暗号化するために暗号鍵として第２パーティー
によって使用され、それによって第２の桁数を含む暗号化鍵を得る。次いで、第
２の桁数よりも少ない第４の桁数が第２パーティーによって選択され、第１パー
ティーに送信される。
【００２３】 第１パーティーは、第１パーティーに送信した第３の桁数も予め合意された同
じ方法で伸長し、第２の桁数を得、次いでこの得られた第２の桁数をその秘密鍵
を使用して暗号解読し、もう一度第１の桁数を得る。次いで、第１パーティーは
、第２パーティーと同じように、第１の桁数から第２の桁数よりも少ない第４の
桁数を選択し、選択した第４の桁数を第２パーティーから受信した第４の桁数と
比較する。完全なマッチングが検出された場合、第１パーティーは、第２パーテ
ィーが第１パーティー自身と同じ秘密鍵を所有していると検証したことになる。
じ方法で伸長し、第２の桁数を得、次いでこの得られた第２の桁数をその秘密鍵
を使用して暗号解読し、もう一度第１の桁数を得る。次いで、第１パーティーは
、第２パーティーと同じように、第１の桁数から第２の桁数よりも少ない第４の
桁数を選択し、選択した第４の桁数を第２パーティーから受信した第４の桁数と
比較する。完全なマッチングが検出された場合、第１パーティーは、第２パーテ
ィーが第１パーティー自身と同じ秘密鍵を所有していると検証したことになる。
【００２４】 次いで、第２パーティーによって選ばれた新しい乱数で開始される前述の手順
を反復するか、又は第２パーティーから受信される桁及び第１パーティーの秘密
鍵に基づいて、第１パーティーから第２パーティーに返すべき桁数を引き続き導
出することによって、第２パーティーが第１パーティーのアイデンティティを検
証することが可能となるように、役割を反転することができる。
を反復するか、又は第２パーティーから受信される桁及び第１パーティーの秘密
鍵に基づいて、第１パーティーから第２パーティーに返すべき桁数を引き続き導
出することによって、第２パーティーが第１パーティーのアイデンティティを検
証することが可能となるように、役割を反転することができる。
【００２５】 前述のより一般的な実施例では、より多い桁数からより少ない桁数を選択する
ステップは、予め合意された圧縮アルゴリズムを使用して、より多い桁数からよ
り少ない桁数を生成するステップによって置換することができる。この予め合意
された圧縮アルゴリズムは、圧縮を実行するパーティーに利用可能な秘密鍵に依
存できる。
ステップは、予め合意された圧縮アルゴリズムを使用して、より多い桁数からよ
り少ない桁数を生成するステップによって置換することができる。この予め合意
された圧縮アルゴリズムは、圧縮を実行するパーティーに利用可能な秘密鍵に依
存できる。
【００２６】 加えて、計算労力の節約が達成されるなら、より少ない桁数のみで充分なとき
はいつでも、より多い桁数は全く必要としない。
はいつでも、より多い桁数は全く必要としない。
【００２７】 本出願人の発明の特徴、目的、及び利点は、添付の図面と共にこの説明を読む
ことによって理解されよう。
ことによって理解されよう。
【００２８】 ［詳細な説明］ 本発明は、セルラー基地局のグループなどの通信ネットワークからサービスを
受信するのを要求する、セルラー電話などのユーザ端末を有する通信システムで
適用可能である。
受信するのを要求する、セルラー電話などのユーザ端末を有する通信システムで
適用可能である。
【００２９】 本発明の第１実施例は、図５を用いて説明することができる。図５は図４に基
づいている。第１ケースでは、ネットワークが端末と通信の開始を望むと仮定す
る。そして、図４及び図５の第１パーティーはネットワークであり、第２パーテ
ィーである端末に対（ｒａｎｄ，ｒｅｓｐ２）を送信する。図５では、ネットワ
ークは、「第１パーティー」秘密鍵について、図４のように第１パーティー自身
の秘密鍵ではなく、真正の第２パーティー（ユーザ端末）にネットワークが割り
当てた秘密鍵を使用する。第２パーティーは、図４及び５に示すように、受信し
たｒｅｓｐ２がそのローカルに計算したｒｅｓｐ２’にマッチする場合にだけ、
ｒｅｓｐ１’で応答する。このようにして、ｒｅｓｐ２を計算することができな
い偽のネットワークは、真正の端末に値ｒｅｓｐ１’での応答を引き起こすこと
ができず、図５で示すこの方法は、従来の認証方法に伴う問題を回避する。
づいている。第１ケースでは、ネットワークが端末と通信の開始を望むと仮定す
る。そして、図４及び図５の第１パーティーはネットワークであり、第２パーテ
ィーである端末に対（ｒａｎｄ，ｒｅｓｐ２）を送信する。図５では、ネットワ
ークは、「第１パーティー」秘密鍵について、図４のように第１パーティー自身
の秘密鍵ではなく、真正の第２パーティー（ユーザ端末）にネットワークが割り
当てた秘密鍵を使用する。第２パーティーは、図４及び５に示すように、受信し
たｒｅｓｐ２がそのローカルに計算したｒｅｓｐ２’にマッチする場合にだけ、
ｒｅｓｐ１’で応答する。このようにして、ｒｅｓｐ２を計算することができな
い偽のネットワークは、真正の端末に値ｒｅｓｐ１’での応答を引き起こすこと
ができず、図５で示すこの方法は、従来の認証方法に伴う問題を回避する。
【００３０】 原理上は、盗聴者は、以下の複合シーケンスを実行することによって、図５の
方法に対してアタックすることができる。
方法に対してアタックすることができる。
【００３１】 １．ネットワークを介して真正の端末に呼出しを起こさせ、それによってネッ
トワークが（ｒａｎｄ，ｒｅｓｐ２）対を真正の端末に送信するようにさせる。
トワークが（ｒａｎｄ，ｒｅｓｐ２）対を真正の端末に送信するようにさせる。
【００３２】 ２．ネットワークによって送信された（ｒａｎｄ，ｒｅｓｐ２）対を傍受する
。その対を使用して、同じ真正の端末をアドレス指定して、端末がｒｅｓｐ１’
で応答するようにさせる。（もちろん、盗聴者は、真正の端末がネットワークに
ｒｅｓｐ１’で応答するのを単に待機することもできる。）そして端末によって
送信されたｒｅｓｐ１’を傍受する。
。その対を使用して、同じ真正の端末をアドレス指定して、端末がｒｅｓｐ１’
で応答するようにさせる。（もちろん、盗聴者は、真正の端末がネットワークに
ｒｅｓｐ１’で応答するのを単に待機することもできる。）そして端末によって
送信されたｒｅｓｐ１’を傍受する。
【００３３】 ３．後は、ネットワークへの呼出しを開始し、認証チャレンジ（ｒａｎｄ，ｒ
ｅｓｐ２）対を受信し、不正アクセスを得るために、ステップ２で得られたｒｅ
ｓｐ１’で応答する。
ｅｓｐ２）対を受信し、不正アクセスを得るために、ステップ２で得られたｒｅ
ｓｐ１’で応答する。
【００３４】 この種の不正は、「真正の端末の助けを借りた不正」と呼ぶことができ、前述
で参照により組み込んだ’９４２、’２５０、’２４５、及び’８８６特許に記
載されている通り、電話システムに関しては、ダイヤルした数字を認証アルゴリ
ズム１０への入力として含めることによって防止することができる。したがって
、ネットワークが電話への呼出しを開始するとき、ｒｅｓｐ２の値は、乱数ｒａ
ｎｄ、呼出し先パーティーに割当てられた秘密鍵、及び呼出し先パーティーの電
話番号の全て又は一部に基づいて、図５のアルゴリズム１０によって生成される
。
で参照により組み込んだ’９４２、’２５０、’２４５、及び’８８６特許に記
載されている通り、電話システムに関しては、ダイヤルした数字を認証アルゴリ
ズム１０への入力として含めることによって防止することができる。したがって
、ネットワークが電話への呼出しを開始するとき、ｒｅｓｐ２の値は、乱数ｒａ
ｎｄ、呼出し先パーティーに割当てられた秘密鍵、及び呼出し先パーティーの電
話番号の全て又は一部に基づいて、図５のアルゴリズム１０によって生成される
。
【００３５】 他方、電話がネットワークへの呼出しを開始するとき（図５の第１パーティー
が呼出し元である）、ネットワーク（図５の第２パーティー）が認証のために必
要とする値ｒｅｓｐ１’は、乱数ｒａｎｄ、呼出し元の秘密鍵、及び呼出し先パ
ーティーの電話番号の全て又は一部に基づいて、ネットワーク及び呼出し元の両
方によって生成される。したがって、盗聴者は、ステップ３で、自分自身を呼出
すために有効なｒｅｓｐ１’しか所有しないことになり、第３パーティーへの呼
出しを起こすことはできない。
が呼出し元である）、ネットワーク（図５の第２パーティー）が認証のために必
要とする値ｒｅｓｐ１’は、乱数ｒａｎｄ、呼出し元の秘密鍵、及び呼出し先パ
ーティーの電話番号の全て又は一部に基づいて、ネットワーク及び呼出し元の両
方によって生成される。したがって、盗聴者は、ステップ３で、自分自身を呼出
すために有効なｒｅｓｐ１’しか所有しないことになり、第３パーティーへの呼
出しを起こすことはできない。
【００３６】 図５に示した双方向認証方法は、従来方法に勝るいくつかの利点を有するもの
の、上記で引用した本出願人の’９４２特許に記載されているように、分散移動
電話交換システムなどのある通信システムでの実用上の問題により、そのような
ダイアルした桁の使用が妨害される可能性がある。したがって、別の双方向認証
方法を以下で説明する。
の、上記で引用した本出願人の’９４２特許に記載されているように、分散移動
電話交換システムなどのある通信システムでの実用上の問題により、そのような
ダイアルした桁の使用が妨害される可能性がある。したがって、別の双方向認証
方法を以下で説明する。
【００３７】 本出願人の発明による双方向認証の別の方法を図６に示す。第１実施例では、
例えば通信の開始を望む第１パーティーは、乱数を生成する。この乱数は長くす
ることがきる。すなわち、この乱数はどんな桁数を有することもできる。この乱
数は、点Ａで暗号化アルゴリズム１００に印加される。暗号化アルゴリズム１０
０は、やはり暗号化アルゴリズム１００に印加される第１パーティーの秘密鍵に
より暗号化乱数を生成する。しかし、Abrahamの特許及び図１とは異なり、暗号
化乱数は復号乱数と同じ桁を有する必要はなく、例えば暗号化アルゴリズム１０
０は、「情報不可逆（infprmation-lossy）」なアルゴリズムでよい。
例えば通信の開始を望む第１パーティーは、乱数を生成する。この乱数は長くす
ることがきる。すなわち、この乱数はどんな桁数を有することもできる。この乱
数は、点Ａで暗号化アルゴリズム１００に印加される。暗号化アルゴリズム１０
０は、やはり暗号化アルゴリズム１００に印加される第１パーティーの秘密鍵に
より暗号化乱数を生成する。しかし、Abrahamの特許及び図１とは異なり、暗号
化乱数は復号乱数と同じ桁を有する必要はなく、例えば暗号化アルゴリズム１０
０は、「情報不可逆（infprmation-lossy）」なアルゴリズムでよい。
【００３８】 暗号化アルゴリズム１００が「情報不可逆」なアルゴリズムでない場合、暗号
化乱数は、選択／圧縮オペレーション１０１によって示すように、所定の桁を選
択することによって、あるいはその他の方法で、所定の桁を切り捨てるか、又は
圧縮することによって短縮することもできる。暗号化アルゴリズム１００と選択
／圧縮オペレーション１０１とを組み合わせることによって、アルゴリズムの出
力を逆変換してアルゴリズムへの入力すなわち乱数や秘密鍵を見つけ出すことが
決してできないという点での、情報不可逆なアルゴリズムが形成される。
化乱数は、選択／圧縮オペレーション１０１によって示すように、所定の桁を選
択することによって、あるいはその他の方法で、所定の桁を切り捨てるか、又は
圧縮することによって短縮することもできる。暗号化アルゴリズム１００と選択
／圧縮オペレーション１０１とを組み合わせることによって、アルゴリズムの出
力を逆変換してアルゴリズムへの入力すなわち乱数や秘密鍵を見つけ出すことが
決してできないという点での、情報不可逆なアルゴリズムが形成される。
【００３９】 次いで、短縮暗号化乱数は、第１パーティーから第２パーティーに送信される
。第２パーティーは、暗号解読アルゴリズム２００を使用して受信した値を暗号
解読する。暗号化アルゴリズム１００の擬似的な逆処理として、暗号解読アルゴ
リズム２００が暗号化アルゴリズム１００によって生成された出力桁数に等しい
入力桁数を必要とする場合、受信した短縮暗号化乱数は、必要に応じて挿入／伸
長オペレーション２０１によって伸長される。短縮暗号化乱数は、伸長又はゼロ
などの所定の桁を挿入されて、第２パーティーの暗号解読アルゴリズム２００に
対する所望の入力桁数を得る。
。第２パーティーは、暗号解読アルゴリズム２００を使用して受信した値を暗号
解読する。暗号化アルゴリズム１００の擬似的な逆処理として、暗号解読アルゴ
リズム２００が暗号化アルゴリズム１００によって生成された出力桁数に等しい
入力桁数を必要とする場合、受信した短縮暗号化乱数は、必要に応じて挿入／伸
長オペレーション２０１によって伸長される。短縮暗号化乱数は、伸長又はゼロ
などの所定の桁を挿入されて、第２パーティーの暗号解読アルゴリズム２００に
対する所望の入力桁数を得る。
【００４０】 第２パーティーの暗号解読アルゴリズム２００は、必要な場合伸長した暗号化
乱数を、暗号解読して、点Ｂで修正乱数を生成する。修正乱数は、第１パーティ
ーの乱数と同じ桁数を有することができるが、それらの桁のうちのどれも、第１
パーティーの乱数と同じであることは保証されない。修正乱数は、データとして
暗号化アルゴリズム１１０に印加される第２パーティーの秘密鍵を暗号化するた
めに、暗号化鍵として第２パーティーの暗号化アルゴリズム１１０に印加される
。
乱数を、暗号解読して、点Ｂで修正乱数を生成する。修正乱数は、第１パーティ
ーの乱数と同じ桁数を有することができるが、それらの桁のうちのどれも、第１
パーティーの乱数と同じであることは保証されない。修正乱数は、データとして
暗号化アルゴリズム１１０に印加される第２パーティーの秘密鍵を暗号化するた
めに、暗号化鍵として第２パーティーの暗号化アルゴリズム１１０に印加される
。
【００４１】 Abrahamの特許及び図１とは対照的に、暗号化アルゴリズム１１０は、暗号化
アルゴリズム１００などの情報不可逆アルゴリズムでよく、必須ではないが、暗
号化アルゴリズム１００と同じであってもよい。したがって、暗号化アルゴリズ
ム１１０によって生成される暗号化した第２パーティーの秘密鍵の桁数は、修正
乱数又は第２パーティーの秘密鍵のどちらの桁数よりも小さくすることができる
。要望があれば、所定の出力桁を選択し、あるいは暗号化された第２パーティー
の秘密鍵を圧縮する選択／圧縮オペレーション１０２によって桁数を更に減少さ
せることもできる。前述のように、暗号化アルゴリズム１１０が情報可逆である
場合であっても、暗号化アルゴリズム１１０と選択／圧縮オペレーション１０２
とを組み合わせることによって、情報不可逆アルゴリズムが形成される。換言す
れば、アルゴリズムの出力を逆変換し、暗号化アルゴリズム１１０への両方の入
力を得ることは不可能であるということである。
アルゴリズム１００などの情報不可逆アルゴリズムでよく、必須ではないが、暗
号化アルゴリズム１００と同じであってもよい。したがって、暗号化アルゴリズ
ム１１０によって生成される暗号化した第２パーティーの秘密鍵の桁数は、修正
乱数又は第２パーティーの秘密鍵のどちらの桁数よりも小さくすることができる
。要望があれば、所定の出力桁を選択し、あるいは暗号化された第２パーティー
の秘密鍵を圧縮する選択／圧縮オペレーション１０２によって桁数を更に減少さ
せることもできる。前述のように、暗号化アルゴリズム１１０が情報可逆である
場合であっても、暗号化アルゴリズム１１０と選択／圧縮オペレーション１０２
とを組み合わせることによって、情報不可逆アルゴリズムが形成される。換言す
れば、アルゴリズムの出力を逆変換し、暗号化アルゴリズム１１０への両方の入
力を得ることは不可能であるということである。
【００４２】 第２パーティーは、暗号化された第２鍵を（要望があれば圧縮して）第１パー
ティーに送信する。Abrahamの特許及び図１とは対照的に、図６の第１パーティ
ーは、点Ａからの乱数を暗号解読鍵として使用して受信した第２パーティーの暗
号化鍵を暗号解読することができず、第１パーティーは、第２パーティーの鍵を
第１パーティー自身の鍵と比較することができないことになる。その代わり、本
出願人の発明によれば、第１パーティーが第２パーティーに送信した短縮乱数と
、挿入／伸長オペレーション２０１，暗号解読アルゴリズム２００，暗号化アル
ゴリズム１１０，及び選択／圧縮オペレーション１０２のコピー３００と、第１
パーティー自身の秘密鍵とを使用して、第１パーティーにより期待される値が生
成される。比較器１２０は、コピー３００によって生成された値が第２パーティ
ーから受信した値と同じかどうかを判定する。比較器１２０が完全な一致を示し
た場合、第２パーティーが第１パーティーと同じ秘密鍵を有する確率は高く、そ
れによって第２パーティーを第１パーティーが認証する。
ティーに送信する。Abrahamの特許及び図１とは対照的に、図６の第１パーティ
ーは、点Ａからの乱数を暗号解読鍵として使用して受信した第２パーティーの暗
号化鍵を暗号解読することができず、第１パーティーは、第２パーティーの鍵を
第１パーティー自身の鍵と比較することができないことになる。その代わり、本
出願人の発明によれば、第１パーティーが第２パーティーに送信した短縮乱数と
、挿入／伸長オペレーション２０１，暗号解読アルゴリズム２００，暗号化アル
ゴリズム１１０，及び選択／圧縮オペレーション１０２のコピー３００と、第１
パーティー自身の秘密鍵とを使用して、第１パーティーにより期待される値が生
成される。比較器１２０は、コピー３００によって生成された値が第２パーティ
ーから受信した値と同じかどうかを判定する。比較器１２０が完全な一致を示し
た場合、第２パーティーが第１パーティーと同じ秘密鍵を有する確率は高く、そ
れによって第２パーティーを第１パーティーが認証する。
【００４３】 各パーティーは、エラー・フリー式に他のパーティーに情報を提供して、比較
器の一致／不一致の表示が認証表示にもなることを理解されたい。例えば、パー
ティーは、セルラー通信システムのエア・インターフェースを介して送信された
メッセージによって情報を交換することができる。そのようなメッセージは、実
質上エラー・フリー通信を保証するエラー修正コーディング及び自動反復要求（
ＡＲＱ:automatic repeat request）技術によって、通常保護される。もちろん
、セルラー・エア・インターフェースを使用する必要はない。各パーティーに必
要な情報を提供する他の方法を利用することができる。
器の一致／不一致の表示が認証表示にもなることを理解されたい。例えば、パー
ティーは、セルラー通信システムのエア・インターフェースを介して送信された
メッセージによって情報を交換することができる。そのようなメッセージは、実
質上エラー・フリー通信を保証するエラー修正コーディング及び自動反復要求（
ＡＲＱ:automatic repeat request）技術によって、通常保護される。もちろん
、セルラー・エア・インターフェースを使用する必要はない。各パーティーに必
要な情報を提供する他の方法を利用することができる。
【００４４】 要望があれば、次いで第２パーティー及び第１パーティーの役割を反転するこ
ともでき、異なる乱数を使用して第１パーティーを第２パーティーに認証させ、
それによって双方向認証を達成することができる。次いで、パーティーは、暗号
化のためのそれらの秘密鍵又はその派生物を使用して暗号化通信を続行すること
ができる。使用されるどんな派生物も、タイム／日付スタンプ、呼出し番号、呼
出し先パーティーの電話番号、呼出し元の電話番号、修正乱数、及び２つのパー
ティーが共通に有する桁の全て、又は何らかの混合のうちの１つ又は複数を組み
合わせるなどの相互合意プロセスによって、秘密鍵を導出しなければならない。
そのような桁は、Hassanらの米国特許第５６０４８０６号及び第５７４５５７８
号と、Hassanらによる米国特許出願第０８／５５５９６８号及び第０９／０１５
７７４号などに記載されている方式で得ることができる。これらは、位相の短期
相互関係（short-term reciprocity）及びラピッド・デコリレーション（rapid
decorrelation）などの無線通信路の特性を使用して、暗号化通信のためのキー
・シーケンスを確立することに関するものである。おそらく最も単純な場合では
、呼出し又は通信セッションのための暗号化鍵として修正乱数を使用することが
できる。
ともでき、異なる乱数を使用して第１パーティーを第２パーティーに認証させ、
それによって双方向認証を達成することができる。次いで、パーティーは、暗号
化のためのそれらの秘密鍵又はその派生物を使用して暗号化通信を続行すること
ができる。使用されるどんな派生物も、タイム／日付スタンプ、呼出し番号、呼
出し先パーティーの電話番号、呼出し元の電話番号、修正乱数、及び２つのパー
ティーが共通に有する桁の全て、又は何らかの混合のうちの１つ又は複数を組み
合わせるなどの相互合意プロセスによって、秘密鍵を導出しなければならない。
そのような桁は、Hassanらの米国特許第５６０４８０６号及び第５７４５５７８
号と、Hassanらによる米国特許出願第０８／５５５９６８号及び第０９／０１５
７７４号などに記載されている方式で得ることができる。これらは、位相の短期
相互関係（short-term reciprocity）及びラピッド・デコリレーション（rapid
decorrelation）などの無線通信路の特性を使用して、暗号化通信のためのキー
・シーケンスを確立することに関するものである。おそらく最も単純な場合では
、呼出し又は通信セッションのための暗号化鍵として修正乱数を使用することが
できる。
【００４５】 図６でボックス３００内の詳細を省略した場合、図６は、容易に移動体通信規
格用グローバル・システム（ＧＳＭ:Grobal Syatem for Mobile）規格の下で動
作する通信システムで実施される認証方法と比較することができる。１つの明ら
かな違いは、ｒａｎｄ値を生成する本出願人の方法が、図６のブロック１００、
１０１を含むことである。
格用グローバル・システム（ＧＳＭ:Grobal Syatem for Mobile）規格の下で動
作する通信システムで実施される認証方法と比較することができる。１つの明ら
かな違いは、ｒａｎｄ値を生成する本出願人の方法が、図６のブロック１００、
１０１を含むことである。
【００４６】 ’９４２、’２５０、’２４５、及び’８８６特許が開示するのは、好ましい
双方向認証方法によれば、通信開始の試行を受信する側が、その試行を偽ソース
から受信した場合に、応答を行ったり又は不適切なアクションをとるのを阻止す
る効果があることである。そのような真正のパーティーを通信に携わらせようと
する偽のパーティーからの試行は、通常は何らかの不正行為を目的とするが、代
わりに単にいやがらせ（nuisance）をすることを意図している場合もある。例え
ば、「ｎｏ」応答を不正信号に対し行うことさえハンドヘルド電話中のバッテリ
・パワーを消費して、充電間のバッテリ寿命を減少させる可能性がある。したが
って、通信開始側の第１パーティーから第２パーティーへの非常に高速な送信に
おいて、第２パーティーが応答する前に第１パーティーを認証することを可能と
する情報が含まれることが好ましい。本出願人の発明によるそのような方法を図
７に示す。
双方向認証方法によれば、通信開始の試行を受信する側が、その試行を偽ソース
から受信した場合に、応答を行ったり又は不適切なアクションをとるのを阻止す
る効果があることである。そのような真正のパーティーを通信に携わらせようと
する偽のパーティーからの試行は、通常は何らかの不正行為を目的とするが、代
わりに単にいやがらせ（nuisance）をすることを意図している場合もある。例え
ば、「ｎｏ」応答を不正信号に対し行うことさえハンドヘルド電話中のバッテリ
・パワーを消費して、充電間のバッテリ寿命を減少させる可能性がある。したが
って、通信開始側の第１パーティーから第２パーティーへの非常に高速な送信に
おいて、第２パーティーが応答する前に第１パーティーを認証することを可能と
する情報が含まれることが好ましい。本出願人の発明によるそのような方法を図
７に示す。
【００４７】 図７では、第１パーティーは、図６で同じ番号を付けたブロックに関連して説
明したのと同様のブロック１００、１０１、２０１、２００、及び１１０のオペ
レーションを実行する。図６と図７の間の１つの違いは、図７のブロック１０３
が、第１パーティーの暗号化秘密鍵に基づく２つの選択又は圧縮した出力値をも
たらす修正選択／圧縮オペレーションを示すことである。’２５０及び’２４５
特許で記載されている技術との比較を助けるために、これらの２つの値は、「ｒ
ｅｓｐ１」及び「ｒｅｓｐ２」と呼ぶことができ、選択／圧縮オペレーション１
０１によって生成された短縮暗号化乱数を「ｒａｎｄ」と呼ぶことができる。（
オペレーション１０１が存在しない場合、暗号化乱数を「ｒａｎｄ」と呼ぶこと
ができる）。次いで、第１パーティーは、ｒａｎｄとｒｅｓｐ２の両方を第２パ
ーティーに送信する。
明したのと同様のブロック１００、１０１、２０１、２００、及び１１０のオペ
レーションを実行する。図６と図７の間の１つの違いは、図７のブロック１０３
が、第１パーティーの暗号化秘密鍵に基づく２つの選択又は圧縮した出力値をも
たらす修正選択／圧縮オペレーションを示すことである。’２５０及び’２４５
特許で記載されている技術との比較を助けるために、これらの２つの値は、「ｒ
ｅｓｐ１」及び「ｒｅｓｐ２」と呼ぶことができ、選択／圧縮オペレーション１
０１によって生成された短縮暗号化乱数を「ｒａｎｄ」と呼ぶことができる。（
オペレーション１０１が存在しない場合、暗号化乱数を「ｒａｎｄ」と呼ぶこと
ができる）。次いで、第１パーティーは、ｒａｎｄとｒｅｓｐ２の両方を第２パ
ーティーに送信する。
【００４８】 第２パーティーは、図６で同じ番号を付けたブロックに関連して説明したのと
同様のブロック２０１、２００、及び１１０のオペレーションを実行する。しか
し、図７では、第２パーティーは第１パーティーのブロック１０３の対応物を有
する。このようにして、第２パーティーの秘密鍵を使用して、ｒｅｓｐ１及びｒ
ｅｓｐ２の対応する値を得る。ｒｅｓｐ１及びｒｅｓｐ２は、第１パーティー及
び第２パーティーが同じ秘密鍵を有する場合にだけ、第１パーティーの対応する
値に等しくなることになる。比較器１３０は、第２パーティーの値ｒｅｓｐ２が
第１パーティーから受信されたｒｅｓｐ２値にマッチするかどうかを判定し、マ
ッチする場合、第１パーティーが真正である確率が高い。
同様のブロック２０１、２００、及び１１０のオペレーションを実行する。しか
し、図７では、第２パーティーは第１パーティーのブロック１０３の対応物を有
する。このようにして、第２パーティーの秘密鍵を使用して、ｒｅｓｐ１及びｒ
ｅｓｐ２の対応する値を得る。ｒｅｓｐ１及びｒｅｓｐ２は、第１パーティー及
び第２パーティーが同じ秘密鍵を有する場合にだけ、第１パーティーの対応する
値に等しくなることになる。比較器１３０は、第２パーティーの値ｒｅｓｐ２が
第１パーティーから受信されたｒｅｓｐ２値にマッチするかどうかを判定し、マ
ッチする場合、第１パーティーが真正である確率が高い。
【００４９】 第２パーティーが、第１パーティーを認証する場合にだけ、第２パーティーは
、第１パーティーに第２パーティーのｒｅｓｐ１値を含む応答を送信することに
なる。次いで、第１パーティーは、比較器１２０を使用して、自身のｒｅｓｐ１
値を、第２パーティーから受信したｒｅｓｐ１値と比較する。値がマッチする場
合、第１パーティーは、第２パーティーがおそらく真正であることを確認したこ
とになり、双方向認証プロセスを完了する。
、第１パーティーに第２パーティーのｒｅｓｐ１値を含む応答を送信することに
なる。次いで、第１パーティーは、比較器１２０を使用して、自身のｒｅｓｐ１
値を、第２パーティーから受信したｒｅｓｐ１値と比較する。値がマッチする場
合、第１パーティーは、第２パーティーがおそらく真正であることを確認したこ
とになり、双方向認証プロセスを完了する。
【００５０】 要望があれば、別の双方向認証を第１パーティーと第２パーティーの役割を交
換することによって行うことができ、異なる乱数を使用して、図７に示す双方向
認証を再び実行することができる。これは、他のパーティーを認証することが望
ましいパーティーに乱数を選ぶことを許可するときに、１度だけ実行される双方
向認証手順を介して追加のセキュリティを提供して、以前に傍受された（ｒａｎ
ｄ，ｒｅｓｐ１，ｒｅｓｐ２）値が盗聴者によって反復されるリスクを除去する
。送信オーバヘッドを減少させるために、（双方向認証プロセスの第２反復で）
第２パーティーから第１パーティーに送信される（ｒａｎｄ，ｒｅｓｐ２）対を
、（第１反復での）ｒｅｓｐ１値の第２パーティーからの送信と組み合わせるこ
とができる。
換することによって行うことができ、異なる乱数を使用して、図７に示す双方向
認証を再び実行することができる。これは、他のパーティーを認証することが望
ましいパーティーに乱数を選ぶことを許可するときに、１度だけ実行される双方
向認証手順を介して追加のセキュリティを提供して、以前に傍受された（ｒａｎ
ｄ，ｒｅｓｐ１，ｒｅｓｐ２）値が盗聴者によって反復されるリスクを除去する
。送信オーバヘッドを減少させるために、（双方向認証プロセスの第２反復で）
第２パーティーから第１パーティーに送信される（ｒａｎｄ，ｒｅｓｐ２）対を
、（第１反復での）ｒｅｓｐ１値の第２パーティーからの送信と組み合わせるこ
とができる。
【００５１】 図７でボックス３００内の詳細を省略した場合、図７は、図４などに示すよう
な、’９４２、’２５０、’２４５、及び’８８６特許に記載されている方法と
容易に比較することができる。１つの明らかな違いは、ｒａｎｄ値を生成する本
出願人の方法が図７のブロック１００、１０１を含むことである。
な、’９４２、’２５０、’２４５、及び’８８６特許に記載されている方法と
容易に比較することができる。１つの明らかな違いは、ｒａｎｄ値を生成する本
出願人の方法が図７のブロック１００、１０１を含むことである。
【００５２】 図７に示す方法によって提供されるセキュリティは、第１パーティーから第２
パーティーに送信される第１ｒａｎｄ値と、第２パーティーから第１パーティー
に送信される第２ｒａｎｄ値の両方が、第２パーティーから第１パーティーに送
信される値の第２（ｒｅｓｐ１，ｒｅｓｐ２）対に影響を与えることを可能にす
ることにより向上させることができる。このようにして、盗聴者は、傍受した値
を使用して真正のパーティーとして装うために、２つのｒａｎｄの特定の組み合
わせを事前に正確に傍受していなければならないことになる。このようにして、
第２パーティーは、第１パーティーの真正性のより強力な表示を受信する。この
ことは、通常、不正者が開始パーティー又は第１パーティーとなるということに
、不正の企てが関係しているということを念頭に置けば、理にかなっている。
パーティーに送信される第１ｒａｎｄ値と、第２パーティーから第１パーティー
に送信される第２ｒａｎｄ値の両方が、第２パーティーから第１パーティーに送
信される値の第２（ｒｅｓｐ１，ｒｅｓｐ２）対に影響を与えることを可能にす
ることにより向上させることができる。このようにして、盗聴者は、傍受した値
を使用して真正のパーティーとして装うために、２つのｒａｎｄの特定の組み合
わせを事前に正確に傍受していなければならないことになる。このようにして、
第２パーティーは、第１パーティーの真正性のより強力な表示を受信する。この
ことは、通常、不正者が開始パーティー又は第１パーティーとなるということに
、不正の企てが関係しているということを念頭に置けば、理にかなっている。
【００５３】 本出願人の発明の１つの態様では、要望があれば、両方向でセキュリティを向
上させるために偽チャレンジに対する応答を禁止する利点を犠牲にして、より高
速な双方向認証を得ることができる。図７に示す方法のこの変形形態では、第１
パーティー及び第２パーティーは、選ばれた乱数をそれぞれ交換し、それから各
パーティーはその各秘密鍵及び他のパーティーから受信された乱数を使用して、
応答（すなわちｒｅｓｐ１’値）をそれぞれ計算する。次いで、パーティーは、
これらの応答を交換し、それらを、他のパーティーと同様にそれぞれ計算するこ
とができる期待される応答（すなわちｒｅｓｐ１値）と比較する。
上させるために偽チャレンジに対する応答を禁止する利点を犠牲にして、より高
速な双方向認証を得ることができる。図７に示す方法のこの変形形態では、第１
パーティー及び第２パーティーは、選ばれた乱数をそれぞれ交換し、それから各
パーティーはその各秘密鍵及び他のパーティーから受信された乱数を使用して、
応答（すなわちｒｅｓｐ１’値）をそれぞれ計算する。次いで、パーティーは、
これらの応答を交換し、それらを、他のパーティーと同様にそれぞれ計算するこ
とができる期待される応答（すなわちｒｅｓｐ１値）と比較する。
【００５４】 第１パーティーＡ及び第２パーティーＢを呼出す際に、ＡからＢへの応答が、
ＢからＡへの応答と同じである可能性を回避することが望ましい。そのような条
件では、あるパーティーが単に他のパーティーの応答をエコーするのでないなら
、正確に同じ瞬間に応答が交換される場合にのみ認証値を有するからである。し
たがって、Ａ及びＢは、異なる方式でその応答を計算すべきである。これは、一
般に、一方向に対して使用される「Ａ−ｔｏ−Ｂ」アルゴリズムと、他方向に対
して使用される「Ｂ−ｔｏ−Ａ」アルゴリズムとして理解することができる。
ＢからＡへの応答と同じである可能性を回避することが望ましい。そのような条
件では、あるパーティーが単に他のパーティーの応答をエコーするのでないなら
、正確に同じ瞬間に応答が交換される場合にのみ認証値を有するからである。し
たがって、Ａ及びＢは、異なる方式でその応答を計算すべきである。これは、一
般に、一方向に対して使用される「Ａ−ｔｏ−Ｂ」アルゴリズムと、他方向に対
して使用される「Ｂ−ｔｏ−Ａ」アルゴリズムとして理解することができる。
【００５５】 この識別可能性は、いくつかの方式で達成することができる。あるパーティー
によって使用されるアルゴリズムは、そのパーティーのステータスに依存させる
ことができる。例えば、Ａが通信ネットワーク、Ｂがネットワーク加入者端末で
よい。別の例として、あるパーティーは、通信セッションを開始するときにある
アルゴリズムを使用し、別のパーティーによって開始されたセッションに応答す
るときに別のアルゴリズムを使用することができる。アルゴリズムを決定すると
、アルゴリズムはその入力を変えることによって更に識別される。例えば、Ａか
らＢへの応答は、Ｂから受信した乱数の桁の順序を反転することによって計算す
ることができる。別の例として、Ａ及び／又はＢは、乱数又は鍵のビットのうち
の１つをＯＮＥからＺＥＲＯに変更することができる。もう１つの例としては、
Ａ及びＢは、計算した応答値の奇数又は偶数ビット、又は奇数又は偶数桁を交換
し、奇数値を一方向に送信し、偶数値を他方向に送信することができる。そのよ
うな識別をいくつか組み合わせて、互いに識別可能となるように、それぞれの方
向に対するアルゴリズムを修正又は選ぶことができる。
によって使用されるアルゴリズムは、そのパーティーのステータスに依存させる
ことができる。例えば、Ａが通信ネットワーク、Ｂがネットワーク加入者端末で
よい。別の例として、あるパーティーは、通信セッションを開始するときにある
アルゴリズムを使用し、別のパーティーによって開始されたセッションに応答す
るときに別のアルゴリズムを使用することができる。アルゴリズムを決定すると
、アルゴリズムはその入力を変えることによって更に識別される。例えば、Ａか
らＢへの応答は、Ｂから受信した乱数の桁の順序を反転することによって計算す
ることができる。別の例として、Ａ及び／又はＢは、乱数又は鍵のビットのうち
の１つをＯＮＥからＺＥＲＯに変更することができる。もう１つの例としては、
Ａ及びＢは、計算した応答値の奇数又は偶数ビット、又は奇数又は偶数桁を交換
し、奇数値を一方向に送信し、偶数値を他方向に送信することができる。そのよ
うな識別をいくつか組み合わせて、互いに識別可能となるように、それぞれの方
向に対するアルゴリズムを修正又は選ぶことができる。
【００５６】 本出願人の発明の別の態様は、認証のための送信オーバヘッドをより許容する
通信システムにおいて有利な「累積認証(cumulative authentication)」と呼ぶ
ことができる。累積認証では、Ａは、まず認証値の第１桁をＢにリリースし、Ｂ
は、この第１認証桁を検証する際にＡに第２認証桁をリリースし、そのときＡは
、第２認証桁を検証した後にＢに第３認証桁をリリースし、以下同様である。そ
のような累積認証によれば、何らかの桁が誤りであると検出されて、偽のパーテ
ィーであることが示唆された際に、両方向に完全な応答をリリースすることが防
止される。
通信システムにおいて有利な「累積認証(cumulative authentication)」と呼ぶ
ことができる。累積認証では、Ａは、まず認証値の第１桁をＢにリリースし、Ｂ
は、この第１認証桁を検証する際にＡに第２認証桁をリリースし、そのときＡは
、第２認証桁を検証した後にＢに第３認証桁をリリースし、以下同様である。そ
のような累積認証によれば、何らかの桁が誤りであると検出されて、偽のパーテ
ィーであることが示唆された際に、両方向に完全な応答をリリースすることが防
止される。
【００５７】 本出願人の発明を特定の実施形態を参照して上記で説明した。本発明を前述の
形態以外の形態で実施することが可能であることは、当業者には容易に明らかで
あろう。前述の特定の実施形態は、単に実例であって、決して限定的なものとみ
なすべきではない。本発明の範囲は、添付の請求の範囲によって決定され、請求
の範囲内にある全ての変形形態及び均等物は、その中に含まれるものとする。
形態以外の形態で実施することが可能であることは、当業者には容易に明らかで
あろう。前述の特定の実施形態は、単に実例であって、決して限定的なものとみ
なすべきではない。本発明の範囲は、添付の請求の範囲によって決定され、請求
の範囲内にある全ての変形形態及び均等物は、その中に含まれるものとする。
【図１】 通信システム中の構成要素認証用の従来のシステムを示す図である。
【図２】 セルラー通信システムの単純化したレイアウトを示す図である。
【図３】 従来の認証方法を示す図である。
【図４】 従来の双方向認証方法を示す図である。
【図５】 本発明による認証方法を示す図である。
【図６】 本発明による認証方法を示す図である。
【図７】 本発明による認証方法を示す図である。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (81)指定国 ＥＰ(ＡＴ，ＢＥ，ＣＨ，ＣＹ， ＤＥ，ＤＫ，ＥＳ，ＦＩ，ＦＲ，ＧＢ，ＧＲ，ＩＥ，Ｉ Ｔ，ＬＵ，ＭＣ，ＮＬ，ＰＴ，ＳＥ)，ＯＡ(ＢＦ，ＢＪ ，ＣＦ，ＣＧ，ＣＩ，ＣＭ，ＧＡ，ＧＮ，ＧＷ，ＭＬ， ＭＲ，ＮＥ，ＳＮ，ＴＤ，ＴＧ)，ＡＰ(ＧＨ，ＧＭ，Ｋ Ｅ，ＬＳ，ＭＷ，ＳＤ，ＳＬ，ＳＺ，ＴＺ，ＵＧ，ＺＷ )，ＥＡ(ＡＭ，ＡＺ，ＢＹ，ＫＧ，ＫＺ，ＭＤ，ＲＵ， ＴＪ，ＴＭ)，ＡＥ，ＡＬ，ＡＭ，ＡＴ，ＡＵ，ＡＺ， ＢＡ，ＢＢ，ＢＧ，ＢＲ，ＢＹ，ＣＡ，ＣＨ，ＣＮ，Ｃ Ｒ，ＣＵ，ＣＺ，ＤＥ，ＤＫ，ＤＭ，ＥＥ，ＥＳ，ＦＩ ，ＧＢ，ＧＤ，ＧＥ，ＧＨ，ＧＭ，ＨＲ，ＨＵ，ＩＤ， ＩＬ，ＩＮ，ＩＳ，ＪＰ，ＫＥ，ＫＧ，ＫＰ，ＫＲ，Ｋ Ｚ，ＬＣ，ＬＫ，ＬＲ，ＬＳ，ＬＴ，ＬＵ，ＬＶ，ＭＡ ，ＭＤ，ＭＧ，ＭＫ，ＭＮ，ＭＷ，ＭＸ，ＮＯ，ＮＺ， ＰＬ，ＰＴ，ＲＯ，ＲＵ，ＳＤ，ＳＥ，ＳＧ，ＳＩ，Ｓ Ｋ，ＳＬ，ＴＪ，ＴＭ，ＴＲ，ＴＴ，ＴＺ，ＵＡ，ＵＧ ，ＵＺ，ＶＮ，ＹＵ，ＺＡ，ＺＷ (72)発明者 デント， ポール， ダブリュー． アメリカ合衆国 ノースカロライナ州 27312， ピッツボロ， イーグル ポイ ント ロード 637 Ｆターム(参考） 5B017 AA07 BA07 5B085 AA08 AE04 AE29 BG07 5J104 AA07 KA01 KA02 KA04 KA06 NA02 PA01 5K067 AA32 AA33 BB03 DD17 EE02 EE10 EE16 EE22 FF07 HH21 HH22 HH23 【要約の続き】 ーティーに送信される。
Claims (27)
- 【請求項１】 複数の加入者端末と通信する基地局のネットワークを有する
セルラー無線通信システムにおける、ネットワークに対する少なくとも１つの加
入者端末のアイデンティティーを認証する方法であって、 第１の桁数を有する乱数を生成するステップと、 第１秘密鍵を使用して前記乱数を暗号化して、前記第１の桁数よりも少ない第
２の桁数を有する暗号化乱数を生成するステップと、 前記暗号化乱数を、前記ネットワーク及び少なくとも１つの加入者端末に提供
するステップと、 前記ネットワークで、前記暗号化乱数及び第１秘密鍵に基づいて期待される応
答値を計算するステップと、 前記少なくとも１つの加入者端末で、前記暗号化乱数及び端末中に格納される
第２秘密鍵に基づいて応答値を計算するステップと、 基地局のうちの少なくとも１つを介して、前記少なくとも１つの加入者端末か
ら前記ネットワークに応答値を送信するステップと、 前記ネットワークで、前記送信された応答値を前記期待される応答値と比較し
て、前記ネットワークに対する前記少なくとも１つの加入者端末についての認証
表示を生成するステップとを含むことを特徴とする方法。 - 【請求項２】 複数の加入者端末と通信する基地局のネットワークを有する
セルラー無線通信システムにおける、ネットワークに対する少なくとも１つの加
入者端末のアイデンティティーを認証する方法であって、 第１の桁数を有する乱数を生成するステップと、 第１秘密鍵を使用して前記乱数を暗号化して、前記第１の桁数と少なくとも等
しい第２の桁数を有する暗号化乱数を生成するステップと、 前記第１の桁数よりも少ない第３の桁数の前記暗号化乱数を選択して、短縮乱
数を生成するステップと、 前記短縮乱数を、前記ネットワーク及び少なくとも１つの加入者端末に提供す
るステップと、 前記ネットワークで、前記短縮乱数及び第１秘密鍵に基づいて期待される応答
値を計算するステップと、 前記少なくとも１つの加入者端末で、前記短縮乱数と前記少なくとも１つの加
入者端末中に格納される第２秘密鍵とに基づいて応答値を計算するステップと、 前記基地局のうちの少なくとも１つを介して、前記ネットワークに応答値を送
信するステップと、 前記ネットワークで、前記送信された応答値を前記期待される応答値と比較し
て、前記ネットワークに対する前記端末についての認証表示を生成するステップ
とを含むことを特徴とする方法。 - 【請求項３】 複数の端末装置と通信する基地局のネットワークを有するセ
ルラー無線通信システムにおける、ネットワークに対する少なくとも１つの端末
装置のアイデンティティーを認証する方法であって、 第１の桁数を有する乱数を生成するステップと、 第１秘密鍵を使用して前記乱数を暗号化して、前記第１の桁数と少なくとも等
しい第２の桁数を有する暗号化乱数を生成するステップと、 前記暗号化乱数に情報不可逆な圧縮をして、前記第１の桁数よりも少ない桁数
を有する短縮乱数を生成するステップと、 前記短縮乱数を、前記ネットワーク及び少なくとも１つの端末装置に提供する
ステップと、 前記短縮乱数及び第１秘密鍵に基づいて、前記ネットワークで、期待される応
答値を計算するステップと、 前記短縮乱数と前記少なくとも１つの端末装置中に格納される第２秘密鍵とに
基づいて、前記少なくとも１つの端末装置で、応答値を計算するステップと、 前記基地局のうちの少なくとも１つを介して、前記ネットワークに応答値を送
信するステップと、 前記ネットワークで、前記送信された応答値を前記期待される応答値と比較し
て、前記ネットワークに対する前記少なくとも１つの端末装置についての認証表
示を生成するステップとを含むことを特徴とする方法。 - 【請求項４】 複数の端末装置と通信する基地局のネットワークを有するセ
ルラー無線通信システムにおける、ネットワークに対する少なくとも１つの端末
装置のアイデンティティーを認証する方法であって、 前記ネットワークで、いくつかの所定桁を認証チャレンジに付加して、拡張チ
ャレンジを生成するステップと、 前記ネットワークで、第１秘密鍵を使用して前記拡張チャレンジを暗号解読し
て、前記第１秘密鍵と少なくとも同じ桁を有する第１暗号解読チャレンジを生成
するステップと、 前記ネットワークで、前記第１暗号解読チャレンジを暗号化鍵として前記第１
秘密鍵を暗号化して、暗号化鍵を生成するステップと、 前記少なくとも１つの端末装置で、前記認証チャレンジに前記所定桁を付加し
て、前記拡張チャレンジを生成するステップと、 前記少なくとも１つの端末装置で、前記少なくとも１つの端末装置中に格納さ
れる第２秘密鍵を使用して前記拡張チャレンジを暗号解読して、前記第２秘密鍵
と少なくとも同じ桁を有する第２暗号解読チャレンジを生成するステップと、 前記少なくとも１つの端末装置で、前記第２暗号解読チャレンジを暗号化鍵と
して前記第２秘密鍵を暗号化して、認証応答を生成するステップと、 前記基地局のうちの少なくとも１つを介して、前記認証応答を前記ネットワー
クに送信するステップと、 前記ネットワークで、前記送信された認証応答を前記暗号化鍵と比較して、前
記ネットワークに対する前記少なくとも１つの端末装置についての認証表示を生
成するステップとを含むことを特徴とする方法。 - 【請求項５】 複数の端末装置と通信する基地局のネットワークを有するセ
ルラー無線通信システムにおける、ネットワークに対する少なくとも１つの端末
装置のアイデンティティーを認証する方法であって、 前記ネットワークで、認証チャレンジよりも多い桁を有する第１秘密鍵を使用
して前記認証チャレンジを暗号解読して、前記第１秘密鍵と少なくとも同じ桁を
有する第１暗号解読チャレンジを生成するステップと、 前記ネットワークで、前記第１暗号解読チャレンジを暗号化鍵として前記第１
秘密鍵を暗号化して、第１暗号化鍵を生成するステップと、 前記第１暗号化鍵の秘密鍵の桁数よりも少ない所定の桁数を選択して、短縮暗
号化鍵を生成するステップと、 前記少なくとも１つの端末装置で、前記少なくとも１つの端末装置中に格納さ
れる第２秘密鍵を使用して前記認証チャレンジを暗号解読して、前記第２秘密鍵
と少なくとも同じ桁を有する第２暗号解読チャレンジを生成するステップと、 前記少なくとも１つの端末装置で、前記第２暗号解読チャレンジを暗号化鍵と
して前記第２秘密鍵を暗号化して、第２暗号化鍵を生成するステップと、 前記第２暗号化鍵の所定の桁数を選択して、認証応答を生成するステップと、 前記基地局のうちの少なくとも１つを介して、前記認証応答を前記ネットワー
クに送信するステップと、 前記ネットワークで、前記送信された認証応答を前記短縮暗号化鍵と比較して
、前記ネットワークに対する前記少なくとも１つの端末装置についての認証表示
を生成するステップとを含むことを特徴とする方法。 - 【請求項６】 複数の加入者端末と通信する基地局のネットワークを有する
セルラー無線通信システムにおける、ネットワークに対する少なくとも１つの加
入者端末のアイデンティティーを認証する方法であって、 前記ネットワークで、認証チャレンジに情報可逆な伸長をして、第１伸長チャ
レンジを生成するステップと、 前記ネットワークで、第１秘密鍵を使用して前記第１伸長チャレンジを暗号解
読して、前記第１秘密鍵と少なくとも同じ桁を有する第１暗号解読チャレンジを
生成するステップと、 前記ネットワークで、前記第１暗号解読チャレンジを暗号化鍵として前記第１
秘密鍵を暗号化して、暗号化鍵を生成するステップと、 前記少なくとも１つの加入者端末で、前記認証チャレンジに前記ネットワーク
での伸長と実質上同じである伸長をして、第２伸長チャレンジを生成するステッ
プと、 前記少なくとも１つの加入者端末で、前記少なくとも１つの加入者端末中に格
納される第２秘密鍵を使用して前記第２伸長チャレンジを暗号解読して、前記第
２秘密鍵と少なくとも同じ桁を有する第２暗号解読チャレンジを生成するステッ
プと、 前記少なくとも１つの加入者端末で、前記第２暗号解読チャレンジを暗号化鍵
として前記第２秘密鍵を暗号化して、認証応答を生成するステップと、 前記基地局のうちの少なくとも１つを介して、前記認証応答を前記ネットワー
クに送信するステップと、 前記ネットワークで、前記送信された認証応答を前記暗号化鍵と比較して、前
記ネットワークに対する前記少なくとも１つの加入者端末についての認証表示を
生成するステップとを含むことを特徴とする方法。 - 【請求項７】 複数の加入者端末と通信する基地局のネットワークを有する
セルラー無線通信システムにおける、ネットワークに対する少なくとも１つの加
入者端末のアイデンティティーを認証する方法であって、 前記ネットワークで、認証チャレンジよりも多い桁を有する第１秘密鍵を使用
して前記認証チャレンジを暗号解読して、前記第１秘密鍵と少なくとも同じ桁を
有する第１暗号解読チャレンジを生成するステップと、 前記ネットワークで、前記第１暗号解読チャレンジを暗号化鍵として前記第１
秘密鍵を暗号化して、第１暗号化鍵を生成するステップと、 前記ネットワークで、前記第１暗号化鍵に情報不可逆な圧縮をして、前記第１
秘密鍵よりも少ない桁数を有する短縮暗号化鍵を生成するステップと、 前記少なくとも１つの加入者端末で、前記少なくとも１つの加入者端末中に格
納される第２秘密鍵を使用して前記認証チャレンジを暗号解読して、前記第２秘
密鍵と少なくとも同じ桁を有する第２暗号解読チャレンジを生成するステップと
、 前記少なくとも１つの加入者端末で、前記第２暗号解読チャレンジを暗号化鍵
として前記第２秘密鍵を暗号化して、第２暗号化鍵を生成するステップと、 前記少なくとも１つの加入者端末で、前記第２暗号化鍵に前記ネットワーク中
の圧縮と実質上同じ圧縮をして、認証応答を生成するステップと、 前記基地局のうちの少なくとも１つを介して、前記認証応答を前記ネットワー
クに送信するステップと、 前記ネットワークで、前記送信された認証応答を前記短縮暗号化鍵と比較して
、前記ネットワークに対する前記少なくとも１つの加入者端末についての認証表
示を生成するステップとを含むことを特徴とする方法。 - 【請求項８】 複数の端末装置と通信する基地局のネットワークを有するセ
ルラー無線通信システムにおける、少なくとも１つの端末装置に対してネットワ
ークを認証する方法であって、 第１の桁数を有する乱数を生成するステップと、 第１秘密鍵を使用して前記乱数を暗号化して、前記第１の桁数よりも少ない第
２の桁数を有する暗号化乱数を生成するステップと、 前記暗号化乱数を、前記ネットワーク及び少なくとも１つの端末装置に提供す
るステップと、 前記少なくとも１つの端末装置で、前記暗号化乱数及び第１秘密鍵に基づいて
期待される応答を計算するステップと、 前記ネットワークで、前記暗号化乱数と前記ネットワーク中に格納される第２
秘密鍵とに基づいて応答を計算するステップと、 前記基地局のうちの少なくとも１つを介して、前記少なくとも１つの端末装置
に前記応答を送信するステップと、 前記少なくとも１つの端末装置で、前記送信された応答を前記期待される応答
と比較して、前記少なくとも１つの端末に対する前記ネットワークについての認
証表示を生成するステップとを含むことを特徴とする方法。 - 【請求項９】 複数の端末装置と通信する基地局のネットワークを有するセ
ルラー無線通信システムにおける、少なくとも１つの端末装置に対するネットワ
ークを認証する方法であって、 第１の桁数を有する乱数を生成するステップと、 第１秘密鍵を使用して前記乱数を暗号化して、前記第１の桁数と少なくとも等
しい第２の桁数を有する暗号化乱数を生成するステップと、 前記暗号化乱数の前記第１の桁数よりも少ない第３の桁数を選択して、短縮乱
数を生成するステップと、 前記短縮乱数を、前記ネットワーク及び少なくとも１つの端末装置に提供する
ステップと、 前記少なくとも１つの端末装置で、前記短縮乱数及び第１秘密鍵に基づいて期
待される応答を計算するステップと、 前記ネットワークで、前記短縮乱数と前記ネットワーク中に格納される第２秘
密鍵とに基づいて応答を計算するステップと、 前記基地局のうちの少なくとも１つを介して、前記少なくとも１つの端末装置
に前記応答を送信するステップと、 前記少なくとも１つの端末装置で、前記送信された応答を前記期待される応答
と比較して、前記少なくとも１つの端末装置に対する前記ネットワークについて
の認証表示を生成するステップとを含むことを特徴とする方法。 - 【請求項１０】 複数の端末装置と通信する基地局のネットワークを含むセ
ルラー無線通信システムにおける、少なくとも１つの端末装置に対するネットワ
ークのアイデンティティーを認証する方法であって、 第１の桁数を有する乱数を生成するステップと、 第１秘密鍵を使用して前記乱数を暗号化して、前記第１の桁数と少なくとも等
しい第２の桁数を有する暗号化乱数を生成するステップと、 前記暗号化乱数に情報不可逆な圧縮をして、前記第１の桁数よりも少ない第３
の桁数を有する短縮乱数を得るステップと、 前記短縮乱数を、前記ネットワーク及び少なくとも１つの端末装置に提供する
ステップと、 前記少なくとも１つの端末装置で、前記短縮乱数及び第１秘密鍵に基づいて期
待される応答を計算するステップと、 前記ネットワークで、前記短縮乱数と前記ネットワーク中に格納される第２秘
密鍵とに基づいて応答を計算するステップと、 前記基地局のうちの少なくとも１つを介して、前記少なくとも１つの端末装置
に前記応答を送信するステップと、 前記少なくとも１つの端末装置で、前記送信された応答を前記期待される応答
と比較して、前記少なくとも１つの端末装置に対する前記ネットワークについて
の認証表示を生成するステップとを含むことを特徴とする方法。 - 【請求項１１】 複数の端末装置と通信する基地局のネットワークを含むセ
ルラー無線通信システムにおける、少なくとも１つの端末装置に対するネットワ
ークのアイデンティティーを認証する方法であって、 前記少なくとも１つの端末装置で、少なくとも１つの所定桁を認証チャレンジ
に付加して、拡張チャレンジを生成するステップと、 前記少なくとも１つの端末装置で、前記少なくとも１つの端末装置中に格納さ
れる第１秘密鍵を使用して前記拡張チャレンジを暗号解読して、前記第１秘密鍵
と少なくとも同じ桁を有する第１暗号解読チャレンジを生成するステップと、 前記少なくとも１つの端末装置で、前記第１暗号解読チャレンジを暗号化鍵と
して前記第１秘密鍵を暗号化して、暗号化鍵を得るステップと、 前記ネットワークで、前記認証チャレンジに少なくとも１つの所定桁を付加し
て、前記拡張チャレンジを生成するステップと、 前記ネットワークで、前記ネットワーク中に格納される第２秘密鍵を使用して
前記拡張チャレンジを暗号解読して、前記第２秘密鍵と少なくとも同じ桁を有す
る第２暗号解読チャレンジを生成するステップと、 前記ネットワークで、前記第２暗号解読チャレンジを暗号化鍵として前記第２
秘密鍵を暗号化して、認証応答を生成するステップと、 前記基地局のうちの少なくとも１つを介して、前記認証応答を前記少なくとも
１つの端末装置に送信するステップと、 前記少なくとも１つの端末装置で、前記送信された認証応答を前記暗号化鍵と
比較して、前記少なくとも１つの端末装置に対する前記ネットワークについての
認証表示を生成するステップとを含むことを特徴とする方法。 - 【請求項１２】 複数の端末装置と通信する基地局のネットワークを有する
セルラー無線通信システムにおける、少なくとも１つの端末装置に対するネット
ワークのアイデンティティーを認証する方法であって、 前記少なくとも１つの端末装置で、認証チャレンジよりも多い桁を有する第１
秘密鍵を使用して前記認証チャレンジを暗号解読して、前記第１秘密鍵と少なく
とも同じ桁を有する第１暗号解読チャレンジを生成するステップと、 前記少なくとも１つの端末装置で、前記第１暗号解読チャレンジを暗号化鍵と
して使用して第１秘密鍵を暗号化して、第１暗号化鍵を得るステップと、 前記第１暗号化鍵の前記第１秘密鍵の桁数よりも少ない所定の桁数を選択して
、短縮暗号化鍵を生成するステップと、 前記ネットワークで、前記ネットワーク中に格納される第２秘密鍵を使用して
認証チャレンジを暗号解読して、前記第２秘密鍵と少なくとも同じ桁を有する第
２暗号解読チャレンジを生成するステップと、 前記ネットワークで、前記第２暗号解読チャレンジを暗号化鍵として前記第２
秘密鍵を暗号化して、第２暗号化鍵を生成するステップと、 前記第２暗号化鍵の前記所定の桁数を選択して、認証応答を生成するステップ
と、 前記基地局のうちの少なくとも１つを介して、前記認証応答を前記少なくとも
１つの端末装置に送信するステップと、 前記少なくとも１つの端末装置で、前記送信された認証応答を前記短縮暗号化
鍵と比較して、前記少なくとも１つの端末装置に対する前記ネットワークについ
ての認証表示を生成するステップとを含むことを特徴とする方法。 - 【請求項１３】 複数の加入者端末と通信する基地局のネットワークを有す
るセルラー無線通信システムにおける、少なくとも１つの加入者端末へのネット
ワークのアイデンティティーを認証する方法であって、 前記少なくとも１つの加入者端末で、認証チャレンジに情報可逆な伸長をして
、第１伸長チャレンジを生成するステップと、 前記少なくとも１つの加入者端末で、第１秘密鍵を使用して前記第１伸長チャ
レンジを暗号解読して、前記第１秘密鍵と少なくとも同じ桁を有する第１暗号解
読チャレンジを生成するステップと、 前記少なくとも１つの加入者端末で、前記第１暗号解読チャレンジを暗号化鍵
として前記第１秘密鍵を暗号化して、暗号化鍵を生成するステップと、 前記ネットワークで、前記認証チャレンジに前記少なくとも１つの加入者端末
での伸長と実質上同じ伸長をして、第２伸長チャレンジを生成するステップと、 前記ネットワークで、前記ネットワーク中に格納される第２秘密鍵を使用して
前記第２伸長チャレンジを暗号解読して、前記第２秘密鍵と少なくとも同じ桁を
有する第２暗号解読チャレンジを生成するステップと、 前記ネットワークで、前記第２暗号解読チャレンジを暗号化鍵として前記第２
秘密鍵を暗号化して、認証応答を生成するステップと、 前記基地局のうちの少なくとも１つを介して、前記認証応答を前記少なくとも
１つの加入者端末に送信するステップと、 前記少なくとも１つの加入者端末で、前記送信された認証応答を前記暗号化鍵
と比較して、前記少なくとも１つの加入者端末に対する前記ネットワークについ
ての認証表示を生成するステップとを含むことを特徴とする方法。 - 【請求項１４】 複数の加入者端末と通信する基地局のネットワークを有す
るセルラー無線通信システムにおける、少なくとも１つの加入者端末に対するネ
ットワークのアイデンティティーを認証する方法であって、 前記ネットワークと端末装置の１つとに、秘密認証鍵よりも少ない桁を有する
認証チャレンジを提供するステップと、 前記少なくとも１つの加入者端末で、前記認証チャレンジよりも多い桁を有す
る第１秘密鍵を使用して前記認証チャレンジを暗号解読して、前記第１秘密鍵と
少なくとも同じ桁を有する第１暗号解読チャレンジを生成するステップと、 前記少なくとも１つの加入者端末で、前記第１暗号解読チャレンジを暗号化鍵
として前記第１秘密鍵を暗号化して、第１暗号化鍵を生成するステップと、 前記少なくとも１つの加入者端末で、前記第１暗号化鍵に情報不可逆な圧縮を
して、前記第１秘密鍵よりも少ない桁数を有する短縮暗号鍵を生成するステップ
と、 前記ネットワークで、前記ネットワーク中に格納される第２秘密鍵を使用して
前記認証チャレンジを暗号解読して、前記第２秘密鍵と少なくとも同じ桁を有す
る第２暗号解読チャレンジを生成するステップと、 前記第２暗号解読チャレンジを暗号化鍵として前記第２秘密鍵を暗号化して、
第２暗号化鍵を生成するステップと、 前記ネットワークで、前記第２暗号化鍵に前記少なくとも１つの加入者端末中
の圧縮と実質上同じ圧縮をして、認証応答を生成するステップと、 前記基地局のうちの少なくとも１つを介して、前記認証応答を前記少なくとも
１つの加入者端末に送信するステップと、 前記少なくとも１つの加入者端末で、前記送信された認証応答を前記短縮暗号
化鍵と比較して、前記少なくとも１つの加入者端末に対する前記ネットワークに
ついての認証表示を生成するステップとを含むことを特徴とする方法。 - 【請求項１５】 複数の端末装置と通信する基地局のネットワークを有する
セルラー無線通信システムにおける、少なくとも１つの端末装置のアイデンティ
ティーとネットワークのアイデンティティーとを双方向に認証する方法であって
、 それぞれが第１の桁数を有する第１乱数及び第２乱数を生成するステップと、 それぞれの秘密鍵を使用して前記第１乱数及び第２乱数を暗号化して、前記第
１の桁数よりも少ない第２の桁数をそれぞれ有する第１暗号化乱数及び第２暗号
化乱数を生成するステップと、 前記第１暗号化乱数及び第２暗号化乱数を、前記ネットワーク及び少なくとも
１つの端末装置に提供するステップと、 前記ネットワークで、前記第１暗号化乱数及び第２暗号化乱数のうちの一方と
前記ネットワーク中に格納される前記一方の秘密鍵とに基づいて、第１の期待さ
れる応答を計算し、前記少なくとも１つの端末装置で、前記第１暗号化乱数及び
第２暗号化乱数のうちの他方と前記少なくとも１つの端末装置中に格納される前
記他方の秘密鍵に基づいて、第２の期待される応答を計算するステップと、 前記少なくとも１つの端末装置で、前記第１暗号化乱数及び第２暗号化乱数の
うちの前記一方と前記少なくとも１つの端末装置中に格納される秘密鍵とに基づ
いて第１応答を計算し、前記ネットワークで、前記第１暗号化乱数及び第２暗号
化乱数のうちの前記他方と前記ネットワーク中に格納される秘密鍵とに基づいて
第２応答を計算するステップと、 前記基地局のうちの少なくとも１つを介して、前記ネットワークに前記第１応
答を送信し、前記少なくとも１つの端末装置に前記第２応答を送信するステップ
と、 前記ネットワークで、前記送信された第１応答を前記第１の期待される応答と
比較して、前記ネットワークに対する前記少なくとも１つの端末についての認証
表示を生成し、前記少なくとも１つの端末装置で、前記送信された第２応答を前
記第２の期待される応答と比較して、前記少なくとも１つの端末装置に対する前
記ネットワークについての認証表示を生成するステップとを含むことを特徴とす
る方法。 - 【請求項１６】 複数の加入者端末と通信する基地局のネットワークを有す
るセルラー無線通信システムにおける、加入者端末及びネットワークのアイデン
ティティーを双方向に認証する方法であって、 前記ネットワークで第１認証チャレンジを生成し、少なくとも１つの加入者端
末で第２認証チャレンジを生成するステップと、 前記第２認証チャレンジを前記ネットワークに提供し、前記第１認証チャレン
ジを前記少なくとも１つの加入者端末に提供するステップと、 前記ネットワークで、前記第１認証チャレンジ及び第２認証チャレンジと前記
ネットワーク中に格納される第１秘密鍵とに基づいて第１応答を計算し、前記少
なくとも１つの加入者端末で、逆順の前記第１認証チャレンジ及び第２認証チャ
レンジと前記少なくとも１つの加入者端末中に格納される第２秘密鍵とに基づい
て第２応答を計算するステップと、 前記基地局のうちの少なくとも１つを介して、前記少なくとも１つの端末装置
に前記第１応答を送信し、前記ネットワークに前記第２応答を送信するステップ
と、 前記少なくとも１つの加入者端末で、前記送信された第１応答に基づいて前記
ネットワークを認証し、前記ネットワークで、前記送信された第２応答に基づい
て前記少なくとも１つの加入者端末を認証するステップとを含むことを特徴とす
る方法。 - 【請求項１７】 複数の加入者端末と通信する基地局のネットワークを有す
るセルラー無線通信システムにおける、加入者端末及びネットワークのアイデン
ティティーを双方向に認証する方法であって、 前記ネットワークで第１認証チャレンジを生成し、少なくとも１つの加入者端
末で第２認証チャレンジを生成するステップと、 前記第２認証チャレンジを前記ネットワークに提供し、前記第１認証チャレン
ジを前記少なくとも１つの加入者端末に提供するステップと、 前記ネットワークで、前記第１認証チャレンジ及び第２認証チャレンジと前記
ネットワーク中に格納される第１秘密鍵とに基づいて第１応答値を第１方式で計
算し、前記少なくとも１つの加入者端末で、前記第１認証チャレンジ及び第２認
証チャレンジと前記少なくとも１つの加入者端末中に格納される第２秘密鍵とに
基づいて第２応答を第２方式で計算するステップと、 前記基地局のうちの少なくとも１つを介して、前記少なくとも１つの端末装置
に前記第１応答を送信し、前記ネットワークに前記第２応答を送信するステップ
と、 前記少なくとも１つの加入者端末で、前記送信された第１応答に基づいて前記
ネットワークを認証し、前記ネットワークで、前記送信された第２応答に基づい
て前記少なくとも１つの加入者端末を認証するステップとを含むことを特徴とす
る方法。 - 【請求項１８】 複数の端末装置と通信する基地局のネットワークを有する
セルラー無線通信システムにおける、端末装置及びネットワークのアイデンティ
ティーを双方向に認証する方法であって、 前記ネットワークで第１乱数チャレンジを生成して、前記第１乱数チャレンジ
及び第１秘密鍵に基づいて第１認証値及び第２認証値を計算するステップと、 少なくとも１つの端末装置に前記第１乱数チャレンジ及び第１認証値を提供す
るステップと、 前記少なくとも１つの端末装置で、前記第１乱数チャレンジと前記少なくとも
１つの端末装置中に格納される第２秘密鍵とに基づいて第１認証応答及び第２認
証応答を計算するステップと、 前記少なくとも１つの端末装置で、前記第１認証値を前記第１認証応答と比較
して、前記少なくとも１つの端末装置に対する前記ネットワークについての真正
性表示を生成するステップと、 前記ネットワークについての真正性表示が前記ネットワークが真正ではないこ
とを示す場合に、前記少なくとも１つの端末装置を前記ネットワークに対して休
止状態に置き、そうでない場合に、 前記少なくとも１つの端末装置で第２乱数チャレンジを生成し、前記第２乱
数チャレンジ及び第２秘密鍵に基づいて第３認証値及び第４認証値を計算するス
テップと、 前記ネットワークに、前記第２乱数チャレンジ、第２認証応答、及び第３認
証値を提供するステップと、 前記ネットワークで前記第２認証値を前記第２認証応答と比較して、前記ネ
ットワークに対する前記少なくとも１つの端末装置についての真正性表示を生成
するステップとを実行するステップと、 前記少なくとも１つの端末装置についての真正性表示が前記少なくとも１つの
端末装置が真正ではないことを示す場合に、前記ネットワークを前記少なくとも
１つの端末装置に対して休止状態に置き、そうでない場合に、 前記ネットワークで、前記第２乱数及び第１秘密鍵に基づいて第３認証応答
及び第４認証応答を計算するステップと、 前記ネットワークで、前記第３認証値を前記第３認証応答と比較して、前記
ネットワークに対する前記少なくとも１つの端末装置についての更なる真正性表
示を生成するステップとを実行するステップと、 前記更なる真正性表示が前記端末装置が真正ではないことを示す場合に、前記
ネットワークを前記少なくとも１つの端末装置に対して休止状態に置き、そうで
ない場合に、前記少なくとも１つの端末装置に第４認証応答を提供するステップ
とを含むことを特徴とする方法。 - 【請求項１９】 前記少なくとも１つの端末装置で、前記第４認証応答を前
記第４認証値と比較して、前記少なくとも１つの端末装置に対する前記ネットワ
ークについての更なるの認証表示を生成するステップを更に含むことを特徴とす
る請求項１８に記載の方法。 - 【請求項２０】 複数の加入者端末と通信する基地局のネットワークを有す
るセルラー無線通信システムにおける、加入者端末及びネットワークのアイデン
ティティーを認証する方法であって、 前記ネットワークで第１乱数チャレンジを生成して、前記第１乱数チャレンジ
及び第１秘密鍵に基づいて第１認証値及び第２認証値を計算するステップと、 前記第１乱数チャレンジ及び第１認証値を少なくとも１つの加入者端末に提供
するステップと、 前記少なくとも１つの加入者端末で、前記第１乱数チャレンジ及び第２秘密鍵
に基づいて第１認証応答及び第２認証応答を計算するステップと、 前記少なくとも１つの加入者端末で、前記第１認証値を前記第１認証応答と比
較して、前記少なくとも１つの加入者端末に対する前記ネットワークについての
真正性表示を生成するステップと、 前記少なくとも１つの加入者端末で第２乱数チャレンジを生成し、前記第２乱
数チャレンジ及び第２秘密鍵に基づいて第３認証値及び第４認証値を計算するス
テップと、 前記ネットワークに、前記第２乱数チャレンジ、第２認証応答、及び第３認証
値を提供するステップと、 前記ネットワークで、前記第２認証値を前記第２認証応答と比較して、前記ネ
ットワークに対する前記少なくとも１つの加入者端末についての第１真正性表示
を生成するステップと、 前記ネットワークで、前記第２乱数及び第１秘密鍵に基づいて第３認証応答及
び第４認証応答を計算するステップと、 前記ネットワークで、前記第３認証値を前記第３認証応答と比較して、前記ネ
ットワークに対する前記少なくとも１つの加入者端末についての第２真正性表示
を生成するステップと、 前記第１真正性表示及び第２真正性表示が前記少なくとも１つの加入者端末が
真正であることを示す場合に、前記ネットワークから前記少なくとも１つの加入
者端末に第４認証応答を提供するステップとを含むことを特徴とする方法。 - 【請求項２１】 複数の端末装置と通信する基地局のネットワークを有する
セルラー無線通信システムにおける、端末装置及びネットワークのアイデンティ
ティーを認証する方法であって、 前記ネットワークで第１乱数チャレンジを生成し、前記第１乱数チャレンジ及
び第１秘密鍵に基づいて第１認証値及び第２認証値を計算するステップと、 前記第１乱数チャレンジ及び第１認証値を少なくとも１つの端末装置に提供す
るステップと、 前記少なくとも１つの端末装置で、前記第１乱数チャレンジ及び第２秘密鍵に
基づいて第１認証応答及び第２認証応答を計算するステップと、 前記少なくとも１つの端末装置で、前記第１認証値を前記第１認証応答と比較
して、前記少なくとも１つの端末装置に対する前記ネットワークについての真正
性表示を生成するステップと、 前記少なくとも１つの端末装置で第２乱数チャレンジを生成し、前記第２乱数
チャレンジ及び第２秘密鍵に基づいて第３認証値及び第４認証値を計算するステ
ップと、 前記ネットワークに、前記第２乱数チャレンジ、第２認証応答、及び第３認証
値を提供するステップと、 前記ネットワークで、前記第２認証値を前記第２認証応答と比較し、前記端末
装置についての第１真正性表示を得るステップと、 前記ネットワークで、前記第２乱数及び第１秘密鍵に基づいて第３認証応答及
び第４認証応答を計算するステップと、 前記ネットワークで、前記第３認証値を前記第３認証応答と比較して、前記ネ
ットワークに対する前記少なくとも１つの端末装置についての第２真正性表示を
生成するステップと、 前記ネットワークから前記少なくとも１つの端末装置に第４認証応答を提供す
るステップとを含むことを特徴とする方法。 - 【請求項２２】 複数の端末装置と通信する基地局のネットワークを有する
セルラー無線通信システムにおける、端末装置及びネットワークのアイデンティ
ティーを認証する方法であって、 少なくとも１つの端末装置で第１乱数チャレンジを生成し、前記第１乱数チャ
レンジ及び第１秘密鍵に基づいて第１認証値及び第２認証値を計算するステップ
と、 前記第１認証チャレンジ及び第１認証値を前記ネットワークに提供するステッ
プと、 前記ネットワークで、前記第１乱数チャレンジ及び第２秘密鍵に基づいて第１
認証応答及び第２認証応答を計算するステップと、 前記ネットワークで、前記第１認証値を前記第１認証応答と比較して、前記ネ
ットワークに対する前記少なくとも１つの端末装置についての真正性表示を生成
するステップと、 前記真正性表示が前記少なくとも１つの端末装置が真正ではないことを示す場
合に、前記ネットワークを少なくとも１つの端末装置に対して休止状態に置き、
そうでない場合に、 前記ネットワークで第２乱数チャレンジを生成して、前記第２乱数チャレン
ジ及び第２秘密鍵に基づいて第３認証値及び第４認証値を計算するステップと、 前記少なくとも１つの端末装置に、前記第２乱数チャレンジ、第２認証応答
、及び第３認証値を提供するステップと、 前記少なくとも１つの端末装置で、前記第２認証値を前記第２認証応答と比
較して、前記ネットワークについての真正性表示を生成するステップとを実行す
るステップと、 前記ネットワークについての真正性表示が前記ネットワークが真正ではないこ
とを示す場合に、前記少なくとも１つの端末装置を休止状態に置き、そうでない
場合に、 前記少なくとも１つの端末装置で、前記第２乱数及び第１秘密鍵に基づいて
第３認証応答及び第４認証応答を計算するステップと、 前記少なくとも１つの端末装置で、前記第３認証値を前記第３認証応答と比
較して、前記少なくとも１つの端末装置に対する前記ネットワークについての更
なる真正性表示を生成するステップとを実行するステップと、 前記更なる真正性表示が前記ネットワークが真正ではないことを示す場合に
、前記少なくとも１つの端末装置を休止状態に置き、そうでない場合に、前記ネ
ットワークに第４認証応答を提供するステップとを含むことを特徴とする方法。 - 【請求項２３】 前記ネットワークで、前記第４認証応答を前記第４認証値
と比較して、前記ネットワークに対する前記少なくとも１つの端末装置について
の更なる認証表示を生成するステップを更に含むことを特徴とする請求項２２に
記載の方法。 - 【請求項２４】 複数の加入者端末と通信する基地局のネットワークを含む
セルラー無線通信システムにおける、ネットワークに対する加入者端末のアイデ
ンティティー及び加入者端末に対するネットワークのアイデンティティーを認証
する方法であって、 前記加入者端末のうちの少なくとも１つで第１乱数チャレンジを生成して、前
記第１乱数チャレンジから秘密鍵に依存して第１認証値及び第２認証値を計算す
るステップと、 前記第１乱数チャレンジ及び第１認証値を前記ネットワークに提供するステッ
プと、 前記ネットワークで、前記第１乱数チャレンジ及び前記ネットワーク中に格納
される秘密鍵から第１認証応答及び第２認証応答を生成するステップと、 前記ネットワークで、前記第１認証値と前記第１認証応答とを比較し、前記ネ
ットワークに対する前記少なくとも１つの加入者端末についての真正性表示を提
供するステップと、 前記ネットワークで第２乱数チャレンジを生成して、前記第２乱数チャレンジ
から前記ネットワーク中に格納される秘密鍵に依存して第３認証値及び第４認証
値を計算するステップと、 前記少なくとも１つの加入者端末に、前記第２乱数チャレンジ、第２認証応答
、及び第３認証値を提供するステップと、 前記少なくとも１つの加入者端末で、前記第２認証値と前記第２認証応答とを
比較して、前記ネットワークについての第１真正性表示を得るステップと、 前記少なくとも１つの加入者端末で、前記第２乱数から前記少なくとも１つの
加入者端末中に格納される秘密鍵に依存して第３認証応答及び第４認証応答を生
成するステップと、 前記少なくとも１つの加入者端末で、前記第３認証値と前記第３認証応答とを
比較して、前記少なくとも１つの加入者端末に対する前記ネットワークについて
の第２真正性表示を提供するステップと、 前記第１真正性表示及び第２真正性表示が前記端末が真正であることを示す場
合に、前記少なくとも１つの加入者端末から前記ネットワークに第４認証応答を
提供するステップとを含むことを特徴とする方法。 - 【請求項２５】 前記ネットワークで第４認証応答を受信し、前記第４認証
応答を前記第４認証値と比較して、前記ネットワークに対する前記少なくとも１
つの加入者端末についての更なるの認証表示を提供するステップを更に含むこと
を特徴とする請求項２４に記載の方法。 - 【請求項２６】 複数の加入者端末と通信する基地局のネットワークを有す
るセルラー無線通信システムにおける、加入者端末及びネットワークのアイデン
ティティーを認証する方法であって、 前記加入者端末で、第１乱数チャレンジと、第１秘密鍵及び前記第１乱数チャ
レンジに基づく第１認証値及び第２認証値とを生成するステップと、 前記ネットワークに、前記第１乱数チャレンジ及び第１認証値を提供するステ
ップと、 前記ネットワークで、前記第１乱数チャレンジ及び第２秘密鍵に基づいて第１
認証応答及び第２認証応答を計算するステップと、 前記ネットワークで、前記第１認証値と前記第１認証応答とを比較し、前記ネ
ットワークに対する前記加入者端末についての真正性表示を提供するステップと
、 前記ネットワークで、第２乱数チャレンジと、第２秘密鍵及び第２乱数チャレ
ンジに基づく第３認証値及び第４認証値とを生成するステップと、 前記加入者端末に、前記第２乱数チャレンジ、第２認証応答、及び第３認証値
を提供するステップと、 前記加入者端末で、前記第２認証値と前記第２認証応答とを比較し、前記ネッ
トワークについての第１真正性表示を得るステップと、 前記加入者端末で、前記第２乱数チャレンジ及び第１秘密鍵に基づいて第３認
証応答及び第４認証応答を生成するステップと、 前記加入者端末で、前記第３認証値と前記第３認証応答とを比較して、前記加
入者端末に対する前記ネットワークについての第２真正性表示を提供するステッ
プと、 前記ネットワークに第４認証応答を提供するステップとを含むことを特徴とす
る方法。 - 【請求項２７】 前記ネットワークで第４認証応答を受信し、前記第４認証
応答を前記第４認証値と比較して、前記ネットワークに対する前記加入者端末に
ついての更なるの認証表示を提供するステップを更に含むことを特徴とする請求
項２６に記載の方法。
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