JP2003152705A - 無線通信セキュリティ・システムにおけるセキュリティ・キーの短寿命化を防止するための方法 - Google Patents
無線通信セキュリティ・システムにおけるセキュリティ・キーの短寿命化を防止するための方法Info
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 無線通信セキュリティシステムにおけるセキ
ュリティキーの短寿命化を防止。 【解決手段】 無線通信システムは、第１セキュリティ
キー、第２セキュリティキー、および確立されたチャネ
ルを有する。確立された各チャネルは対応するセキュリ
ティカウント値を有し、セキュリティキーを利用する。
確立されたチャネルの少なくとも１つは第１セキュリテ
ィキーを利用する。第２セキュリティキーは、新たなチ
ャネルに割り当てられる。次に、第１集合を使用して、
第１の値を得る。第１集合は、第２キーを利用する全て
の確立されたチャネルのセキュリティカウント値のみを
有する。第１の値は、第１集合における最大値の最上位
ビット（ＭＳＢｘ）と少なくとも同じ大きさである。新
たなチャネルの初期セキュリティカウント値のＭＳＢｘ
は、第１の値に等しく設定する。第１集合が空の場合、
初期のセキュリティカウントはゼロに設定する。
ュリティキーの短寿命化を防止。 【解決手段】 無線通信システムは、第１セキュリティ
キー、第２セキュリティキー、および確立されたチャネ
ルを有する。確立された各チャネルは対応するセキュリ
ティカウント値を有し、セキュリティキーを利用する。
確立されたチャネルの少なくとも１つは第１セキュリテ
ィキーを利用する。第２セキュリティキーは、新たなチ
ャネルに割り当てられる。次に、第１集合を使用して、
第１の値を得る。第１集合は、第２キーを利用する全て
の確立されたチャネルのセキュリティカウント値のみを
有する。第１の値は、第１集合における最大値の最上位
ビット（ＭＳＢｘ）と少なくとも同じ大きさである。新
たなチャネルの初期セキュリティカウント値のＭＳＢｘ
は、第１の値に等しく設定する。第１集合が空の場合、
初期のセキュリティカウントはゼロに設定する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、無線通信システム
におけるセキュリティ・カウント値に関する。特に、本
発明は、セキュリティ・キー変更中に確立された新たな
チャネルのためにセキュリティ・カウント値を取得する
方法を開示する。
におけるセキュリティ・カウント値に関する。特に、本
発明は、セキュリティ・キー変更中に確立された新たな
チャネルのためにセキュリティ・カウント値を取得する
方法を開示する。
【０００２】
【従来の技術】図１を参照されたい。図１は、従来技術
の無線通信システムの簡略ブロック図である。この通信
システムは、第２局２０と無線通信を行う第１局１０を
備える。一例として、第１局１０は、携帯電話機のよう
な移動体であり、第２局２０は基地局である。第１局１
０は第２局２０と複数のチャネル１２を通じて通信を行
う。従って、第２局２０は、チャネル１２のそれぞれに
１つずつ対応する、複数のチャネル２２を有する。各チ
ャネル１２は、第２局２０の対応するチャネル２２から
受信したプロトコル・データ・ユニット（ＰＤＵ）１１
ｒを保持する受信バッファ１２ｒを有する。また、各チ
ャネル１２は、第２局２０の対応するチャネル２２に対
する送信を待機しているＰＤＵ１１ｔを保持する送信バ
ッファ１２ｔを有する。ＰＤＵ１１ｔは、第１局１０に
よりチャネル１２を通じて送信され、第２局２０によっ
て受信され、対応するチャネル２２の受信バッファ２２
ｒにおいて対応するＰＤＵ２１ｒを生成する。同様に、
ＰＤＵ２１ｔは、第２局２０によりチャネル２２を通じ
て送信され、第１局１０によって受信され、対応するチ
ャネル１２の受信バッファ１２ｒにおいて対応するＰＤ
Ｕ１１ｒを生成する。
の無線通信システムの簡略ブロック図である。この通信
システムは、第２局２０と無線通信を行う第１局１０を
備える。一例として、第１局１０は、携帯電話機のよう
な移動体であり、第２局２０は基地局である。第１局１
０は第２局２０と複数のチャネル１２を通じて通信を行
う。従って、第２局２０は、チャネル１２のそれぞれに
１つずつ対応する、複数のチャネル２２を有する。各チ
ャネル１２は、第２局２０の対応するチャネル２２から
受信したプロトコル・データ・ユニット（ＰＤＵ）１１
ｒを保持する受信バッファ１２ｒを有する。また、各チ
ャネル１２は、第２局２０の対応するチャネル２２に対
する送信を待機しているＰＤＵ１１ｔを保持する送信バ
ッファ１２ｔを有する。ＰＤＵ１１ｔは、第１局１０に
よりチャネル１２を通じて送信され、第２局２０によっ
て受信され、対応するチャネル２２の受信バッファ２２
ｒにおいて対応するＰＤＵ２１ｒを生成する。同様に、
ＰＤＵ２１ｔは、第２局２０によりチャネル２２を通じ
て送信され、第１局１０によって受信され、対応するチ
ャネル１２の受信バッファ１２ｒにおいて対応するＰＤ
Ｕ１１ｒを生成する。
【０００３】整合性を保つために、対応するチャネル１
２，２２を通る各ＰＤＵ１１ｒ，１１ｔ，２１ｒ，２１
ｔのデータ構造は同一である。即ち、送信されたＰＤＵ
１１ｔは、同一の対応する受信ＰＤＵ２１ｒを生成し、
またその逆も同様である。更に、第１局、第２局とも同
一のＰＤＵ１１ｔ，２１ｔデータ構造を用いる。対応す
るチャネル１２およびチャネル２２を通るＰＤＵ１１
ｒ，１１ｔ，２１ｒ，２１ｔは同一であるが、異なるチ
ャネル１２およびチャネル２２は、対応するチャネル１
２およびチャネル２２を介するのに適合した接続の種類
に従って、異なるＰＤＵデータ構造を使用してもよい。
しかしながら、一般に、すべてのＰＤＵ１１ｒ，１１
ｔ，２１ｒ，２１ｔはシーケンス番号５ｒ，５ｔ，６
ｒ，６ｔを有する。シーケンス番号５ｒ，５ｔ，６ｒ，
６ｔはｍビットの番号であり、各ＰＤＵ１１ｒ，１１
ｔ，２１ｒ，２１ｔ毎に増分される。シーケンス番号５
ｒ，５ｔ，６ｒ，６ｔの大きさは、そのバッファ１２
ｒ，１２ｔ，２２ｒ，２２ｔにおけるＰＤＵ１１ｒ，１
１ｔ，２１ｒ，２１ｔの順番を示す。例えば、１０８の
シーケンス番号５ｒを有する受信されたＰＤＵ１１ｒ
は、１０９のシーケンス番号５ｒを有する受信されたＰ
ＤＵ１１ｒより順番は前であり、１０７のシーケンス番
号５ｒを有するＰＤＵ１１ｒより順番は後である。シー
ケンス番号５ｔ，６ｔは、多くの場合ＰＤＵ１１ｔ，２
１ｔによって明示的に担持されるが、また局１０，２０
によって暗黙的に割り当てられる。例えば、対応するチ
ャネル１２およびチャネル２２のための一般に承認され
たモード設定では、各送信されたＰＤＵ１１ｔは、受信
に成功すると同一の対応するＰＤＵ２１ｒを生成し、そ
れによって第２局２０によって受信されたものと確認さ
れる。１２ビットのシーケンス番号５ｔは、一般に承認
されたモードの送信において各ＰＤＵ１１ｔによって明
示的に担持される。第２局２０は、受信されたＰＤＵ２
１ｒ内に埋め込まれたシーケンス番号６ｒをスキャンし
てＰＦＵｓ２１ｒの順番を判定し、ＰＤＵ２１ｒに欠落
したものが無いかを判定する。次に、第２局２０は、そ
れぞれの受信されたＰＤＵ２１ｒのシーケンス番号６ｒ
を用いることにより、どのＰＤＵ２１ｒが受信されたか
を示すメッセージを第１局１０に送信することが可能で
ある。あるいは、第２局２０は、再送信されるべきＰＤ
Ｕ１１ｔのシーケンス番号５ｔを特定することによっ
て、ＰＤＵ１１ｔが再送信されるよう要求することがで
きる。これに代わって、いわゆるトランスペアレント伝
送モードでは、データはうまく受信されたものとは決し
て確認されない。シーケンス番号５ｔ，６ｔはＰＤＵ１
１ｔ，２１ｔにおいて明示的に担持されない。その代わ
りに、第１局１０は、単に７ビットのシーケンス番号を
各ＰＤＵ１１ｔに内部で割り当てるある。同様に、第２
局２０は受信すると、７ビットのシーケンス番号６ｒを
各ＰＤＵ２１ｒに割り当てる。理想的には、第１局１０
によってＰＤＵ１１ｔ用に維持されるシーケンス番号５
ｔは、第２局２０によって維持されるＰＤＵ２１ｒ用の
対応するシーケンス番号６ｒと同一である。
２，２２を通る各ＰＤＵ１１ｒ，１１ｔ，２１ｒ，２１
ｔのデータ構造は同一である。即ち、送信されたＰＤＵ
１１ｔは、同一の対応する受信ＰＤＵ２１ｒを生成し、
またその逆も同様である。更に、第１局、第２局とも同
一のＰＤＵ１１ｔ，２１ｔデータ構造を用いる。対応す
るチャネル１２およびチャネル２２を通るＰＤＵ１１
ｒ，１１ｔ，２１ｒ，２１ｔは同一であるが、異なるチ
ャネル１２およびチャネル２２は、対応するチャネル１
２およびチャネル２２を介するのに適合した接続の種類
に従って、異なるＰＤＵデータ構造を使用してもよい。
しかしながら、一般に、すべてのＰＤＵ１１ｒ，１１
ｔ，２１ｒ，２１ｔはシーケンス番号５ｒ，５ｔ，６
ｒ，６ｔを有する。シーケンス番号５ｒ，５ｔ，６ｒ，
６ｔはｍビットの番号であり、各ＰＤＵ１１ｒ，１１
ｔ，２１ｒ，２１ｔ毎に増分される。シーケンス番号５
ｒ，５ｔ，６ｒ，６ｔの大きさは、そのバッファ１２
ｒ，１２ｔ，２２ｒ，２２ｔにおけるＰＤＵ１１ｒ，１
１ｔ，２１ｒ，２１ｔの順番を示す。例えば、１０８の
シーケンス番号５ｒを有する受信されたＰＤＵ１１ｒ
は、１０９のシーケンス番号５ｒを有する受信されたＰ
ＤＵ１１ｒより順番は前であり、１０７のシーケンス番
号５ｒを有するＰＤＵ１１ｒより順番は後である。シー
ケンス番号５ｔ，６ｔは、多くの場合ＰＤＵ１１ｔ，２
１ｔによって明示的に担持されるが、また局１０，２０
によって暗黙的に割り当てられる。例えば、対応するチ
ャネル１２およびチャネル２２のための一般に承認され
たモード設定では、各送信されたＰＤＵ１１ｔは、受信
に成功すると同一の対応するＰＤＵ２１ｒを生成し、そ
れによって第２局２０によって受信されたものと確認さ
れる。１２ビットのシーケンス番号５ｔは、一般に承認
されたモードの送信において各ＰＤＵ１１ｔによって明
示的に担持される。第２局２０は、受信されたＰＤＵ２
１ｒ内に埋め込まれたシーケンス番号６ｒをスキャンし
てＰＦＵｓ２１ｒの順番を判定し、ＰＤＵ２１ｒに欠落
したものが無いかを判定する。次に、第２局２０は、そ
れぞれの受信されたＰＤＵ２１ｒのシーケンス番号６ｒ
を用いることにより、どのＰＤＵ２１ｒが受信されたか
を示すメッセージを第１局１０に送信することが可能で
ある。あるいは、第２局２０は、再送信されるべきＰＤ
Ｕ１１ｔのシーケンス番号５ｔを特定することによっ
て、ＰＤＵ１１ｔが再送信されるよう要求することがで
きる。これに代わって、いわゆるトランスペアレント伝
送モードでは、データはうまく受信されたものとは決し
て確認されない。シーケンス番号５ｔ，６ｔはＰＤＵ１
１ｔ，２１ｔにおいて明示的に担持されない。その代わ
りに、第１局１０は、単に７ビットのシーケンス番号を
各ＰＤＵ１１ｔに内部で割り当てるある。同様に、第２
局２０は受信すると、７ビットのシーケンス番号６ｒを
各ＰＤＵ２１ｒに割り当てる。理想的には、第１局１０
によってＰＤＵ１１ｔ用に維持されるシーケンス番号５
ｔは、第２局２０によって維持されるＰＤＵ２１ｒ用の
対応するシーケンス番号６ｒと同一である。
【０００４】ハイパー・フレーム番号（ＨＦＮ）もま
た、第１局１０および第２局２０によって維持される。
ハイパー・フレーム番号は、シーケンス番号５ｔ，６ｔ
の上位（即ち、最上位）ビットとして看做され、物理的
にＰＤＵ１１ｔ，２１ｔと一緒に送信されることは決し
てない。このルールに対する例外は、特殊信号ＰＤＵ１
１ｔ，２１ｔが同期用に用いられるというまれな場合に
おいて発生する。この場合、ＨＦＮはシーケンス番号１
１ｔ，２１ｔの部分としては担持されず、信号ＰＤＵ１
１ｔ，２１ｔのデータ・ペイロードのフィールドにおい
て担持され、このため更に適切な信号データとなる。各
送信されたＰＤＵ１１ｔ，２１ｔが、対応する受信され
たＰＤＵ２１ｒ，１１ｒを生成すると、ハイパー・フレ
ーム番号もまた受信したＰＤＵ２１ｒ，１１ｒ用に維持
される。このように、各受信されたＰＤＵ１１ｒ，２１
ｒ、および各送信されたＰＤＵ１１ｔ，２１ｔには、
（明示的または暗黙的に割り当てられる）シーケンス番
号５ｒ，６ｒ、および５ｔ，６ｔを最下位ビットとして
使用し、さらに対応する（常に暗示的に割り当てられ
る）ハイパー・フレーム番号を最上位ビットとして使用
する値が割り当てられる。従って、第１局１０の各チャ
ネル１２は、受信ハイパー・フレーム番号（ＨＦＮ Ｒ）
１３ｒ、および送信ハイパー・フレーム番号（ＨＦ
ＮＴ）１３ｔを有する。同様に、第２局上の対応するチ
ャネル２２は、ＨＦＮＲ２３ｒおよびＨＦＮＴ２３ｔを
有する。第１局１０は、受信バッファ１２ｒにおけるＰ
ＤＵ１１ｒのシーケンス番号５ｒのロール・オーバを検
出すると、ＨＦＮＲ１３ｒを増分する。第１局１０は、
送信されたＰＤＵ１１ｔのシーケンス番号５ｔのロール
・オーバ時に、ＨＦＮＴ１３ｔを増分する。第２局２０
上では、ＨＦＮＲ２３ｒおよびＨＦＮＴ２３ｔのために
同様のプロセスが行われる。従って、第１局１０のＨＦ
ＮＲ１３ｒは、第２局２０のＨＦＮＴ２３ｔに同期（即
ち一致）する。同様に、第１局１０のＨＦＮＴ１３ｔは
第２局２０のＨＦＮＲ２３ｒと同期（即ち、一致）す
る。
た、第１局１０および第２局２０によって維持される。
ハイパー・フレーム番号は、シーケンス番号５ｔ，６ｔ
の上位（即ち、最上位）ビットとして看做され、物理的
にＰＤＵ１１ｔ，２１ｔと一緒に送信されることは決し
てない。このルールに対する例外は、特殊信号ＰＤＵ１
１ｔ，２１ｔが同期用に用いられるというまれな場合に
おいて発生する。この場合、ＨＦＮはシーケンス番号１
１ｔ，２１ｔの部分としては担持されず、信号ＰＤＵ１
１ｔ，２１ｔのデータ・ペイロードのフィールドにおい
て担持され、このため更に適切な信号データとなる。各
送信されたＰＤＵ１１ｔ，２１ｔが、対応する受信され
たＰＤＵ２１ｒ，１１ｒを生成すると、ハイパー・フレ
ーム番号もまた受信したＰＤＵ２１ｒ，１１ｒ用に維持
される。このように、各受信されたＰＤＵ１１ｒ，２１
ｒ、および各送信されたＰＤＵ１１ｔ，２１ｔには、
（明示的または暗黙的に割り当てられる）シーケンス番
号５ｒ，６ｒ、および５ｔ，６ｔを最下位ビットとして
使用し、さらに対応する（常に暗示的に割り当てられ
る）ハイパー・フレーム番号を最上位ビットとして使用
する値が割り当てられる。従って、第１局１０の各チャ
ネル１２は、受信ハイパー・フレーム番号（ＨＦＮ Ｒ）
１３ｒ、および送信ハイパー・フレーム番号（ＨＦ
ＮＴ）１３ｔを有する。同様に、第２局上の対応するチ
ャネル２２は、ＨＦＮＲ２３ｒおよびＨＦＮＴ２３ｔを
有する。第１局１０は、受信バッファ１２ｒにおけるＰ
ＤＵ１１ｒのシーケンス番号５ｒのロール・オーバを検
出すると、ＨＦＮＲ１３ｒを増分する。第１局１０は、
送信されたＰＤＵ１１ｔのシーケンス番号５ｔのロール
・オーバ時に、ＨＦＮＴ１３ｔを増分する。第２局２０
上では、ＨＦＮＲ２３ｒおよびＨＦＮＴ２３ｔのために
同様のプロセスが行われる。従って、第１局１０のＨＦ
ＮＲ１３ｒは、第２局２０のＨＦＮＴ２３ｔに同期（即
ち一致）する。同様に、第１局１０のＨＦＮＴ１３ｔは
第２局２０のＨＦＮＲ２３ｒと同期（即ち、一致）す
る。
【０００５】ＰＤＵ１１ｔ，２１ｔは、「公然と（ｏｕ
ｔ ｉｎ ｔｈｅ ｏｐｅｎ）」送信されない。第１局
１０上のセキュリティ・エンジン１４、および対応する
第２局上のセキュリティ・エンジン２４は、協働して第
１局１０と第２局２０との間のみにおける安全且つ非公
開のデータ交換を保証する。セキュリティ・エンジン１
４，２４は二つの主要な機能を有している。第１の機能
は、対応するＰＤＵ１１ｒ，２１ｒが、盗聴者に対し意
味のないランダムな数字の集合を提示するように、ＰＤ
Ｕ１１ｔ，２１ｔ内に保持されるデータを攪乱させるこ
と（即ち、暗号化すること、いわゆる暗号化）である。
第２の機能は、ＰＤＵ１１ｒ、２１ｒ内に含まれるデー
タの完全性を検証することである。これは、別の不正な
局が、第１局１０または第２局２０になりすますことを
防ぐために用いられる。データの完全性を証明すること
によって、第１局１０は、ＰＤＵ１１ｒが第２局２０に
よって実際に送信されたことを、またはその逆を確認す
ることができる。セキュリティ・エンジン１４は、ＰＤ
Ｕ１１送信には、他の入力の中から特に、ｎビットのセ
キュリティ・カウント１４ｃおよびセキュリティ・キー
１４ｋを使用し、ＰＤＵ１１ｔ上で暗号化機能を実行す
る。対応するＰＤＵ２１ｒを適切に暗号化するために
は、セキュリティ・エンジン２４は、同一のセキュリテ
ィ・カウント２４ｃおよびセキュリティ・キー２４ｋを
使用しなければならない。同様に、第１局１０上でのデ
ータ完全性の確認には、ｎビットのセキュリティ・カウ
ントを使用する。このｎビットセキュリティ・カウント
は、第２局２０上の対応するセキュリティ・カウントと
同期しなければならない。データの完全性セキュリティ
・カウントは、セキュリティ・カウント１４ｃ，２４ｃ
の暗号化の方法と同じように生成され、且つ暗号化は更
に頻繁に用いられるので、暗号化セキュリティ・カウン
ト１４ｃ、２４ｃは以下のように考慮される。セキュリ
ティ・キー１４ｋ，２４ｋは、第１局１０および第２局
２０の双方によって明示的に変更されるまで、全てのＰ
ＤＵ１１ｔ，２１ｔ（および、これにより対応するＰＤ
Ｕ２１ｒ，１１ｒ）にわたって一定のままである。セキ
ュリティ・エンジン１４，２４の適切な同期を確実に行
うために、第１局１０と第２局２０との間のハンドシェ
ークを伴うセキュリティ・モード・コマンドによって、
セキュリティ・キー１４ｋ，２４ｋの変更を実行する。
セキュリティ・モード・コマンドは、比較的稀に実行さ
れ、セキュリティ・カウント１４ｃの値に依存する。従
って、セキュリティ・キー１４ｋ，２４ｋは比較的不変
である。しかしながら、セキュリティ・カウント１４
ｃ，２４ｃは、各ＰＤＵ１１ｔ，２１ｔと共に継続的に
変化する。セキュリティ・カウント１４ｃ，２４ｃがこ
のように絶えず変化することにより、セキュリティ・エ
ンジン１４，２４への入力の統計的整合性が損なわれる
ので、ＰＤＵ１１ｔ，２１ｔの解読（および、スプーフ
ィング）は一層困難に成る。ＰＤＵ１１ｔのシーケンス
番号５ｔをセキュリティ・カウント１４ｃの最下位ビッ
トとして、更にシーケンス番号５ｔに対応するＨＦＮＴ
１３ｔをセキュリティ・カウント１４ｃの最上位ビット
として使用することによって、ＰＤＵ１１ｔのセキュリ
ティ・カウント１４ｃが生成される。同様に、ＰＤＵ１
１ｒのシーケンス番号５ｒおよびＰＤＵ１１ｒのＨＦＮ
Ｒ１３ｒから、ＰＤＵ１１ｒのセキュリティ・カウント
１４ｃが生成される。同様のプロセスが、第２局２０上
で行われ、シーケンス番号６ｒまたはシーケンス番号６
ｔ、および対応するＨＦＮＲ２３ｒまたはＨＦＮＴ２３
ｔを用いてセキュリティ・カウント２４ｃが生成され
る。セキュリティ・カウント１４ｃ，２４ｃは、例えば
３２ビットの固定ビット・サイズを有する。シーケンス
番号５ｒ，６ｒ，５ｔ，６ｔのビット・サイズは、使用
される伝送モードに応じて変化し得るので、ハイパー・
フレーム番号ＨＦＮＲ１３ｒ、ＨＦＮＲ２３ｒ、ＨＦＮ
Ｔ１３ｔおよびＨＦＮＴ２３ｔのビット・サイズは、セ
キュリティ・カウント１４ｃ，２４ｃの前記固定ビット
・サイズを生じるように対応して変化しなければならな
い。例えば、シーケンス番号５ｒ，６ｒ，５ｔ，６ｔの
サイズは、トランスペアレント伝送モードでは全て７ビ
ットである。よって、ハイパー・フレーム番号ＨＦＮＲ
１３ｒ、ＨＦＮＲ２３ｒ、ＨＦＮＴ１３ｔおよびＨＦＮ
Ｔ２３ｔのサイズは２５ビットであり、これら二つを結
合すると、３２ビットのセキュリティ・カウント１４
ｃ，２４ｃを生成する。一方、一般に容認された伝送モ
ードでは、シーケンス番号５ｒ，６ｒ，５ｔ，６ｔのサ
イズは全て１２ビットである。よって、ハイパー・フレ
ーム番号ＨＦＮＲ１３ｒ、ＨＦＮＲ２３ｒ、ＨＦＮＴ１
３ｔ、およびＨＦＮＴ２３ｔのサイズは２０ビットであ
るので、この二つを結合すると３２ビットのセキュリテ
ィ・カウント１４ｃ，２４ｃを生成し続ける。
ｔ ｉｎ ｔｈｅ ｏｐｅｎ）」送信されない。第１局
１０上のセキュリティ・エンジン１４、および対応する
第２局上のセキュリティ・エンジン２４は、協働して第
１局１０と第２局２０との間のみにおける安全且つ非公
開のデータ交換を保証する。セキュリティ・エンジン１
４，２４は二つの主要な機能を有している。第１の機能
は、対応するＰＤＵ１１ｒ，２１ｒが、盗聴者に対し意
味のないランダムな数字の集合を提示するように、ＰＤ
Ｕ１１ｔ，２１ｔ内に保持されるデータを攪乱させるこ
と（即ち、暗号化すること、いわゆる暗号化）である。
第２の機能は、ＰＤＵ１１ｒ、２１ｒ内に含まれるデー
タの完全性を検証することである。これは、別の不正な
局が、第１局１０または第２局２０になりすますことを
防ぐために用いられる。データの完全性を証明すること
によって、第１局１０は、ＰＤＵ１１ｒが第２局２０に
よって実際に送信されたことを、またはその逆を確認す
ることができる。セキュリティ・エンジン１４は、ＰＤ
Ｕ１１送信には、他の入力の中から特に、ｎビットのセ
キュリティ・カウント１４ｃおよびセキュリティ・キー
１４ｋを使用し、ＰＤＵ１１ｔ上で暗号化機能を実行す
る。対応するＰＤＵ２１ｒを適切に暗号化するために
は、セキュリティ・エンジン２４は、同一のセキュリテ
ィ・カウント２４ｃおよびセキュリティ・キー２４ｋを
使用しなければならない。同様に、第１局１０上でのデ
ータ完全性の確認には、ｎビットのセキュリティ・カウ
ントを使用する。このｎビットセキュリティ・カウント
は、第２局２０上の対応するセキュリティ・カウントと
同期しなければならない。データの完全性セキュリティ
・カウントは、セキュリティ・カウント１４ｃ，２４ｃ
の暗号化の方法と同じように生成され、且つ暗号化は更
に頻繁に用いられるので、暗号化セキュリティ・カウン
ト１４ｃ、２４ｃは以下のように考慮される。セキュリ
ティ・キー１４ｋ，２４ｋは、第１局１０および第２局
２０の双方によって明示的に変更されるまで、全てのＰ
ＤＵ１１ｔ，２１ｔ（および、これにより対応するＰＤ
Ｕ２１ｒ，１１ｒ）にわたって一定のままである。セキ
ュリティ・エンジン１４，２４の適切な同期を確実に行
うために、第１局１０と第２局２０との間のハンドシェ
ークを伴うセキュリティ・モード・コマンドによって、
セキュリティ・キー１４ｋ，２４ｋの変更を実行する。
セキュリティ・モード・コマンドは、比較的稀に実行さ
れ、セキュリティ・カウント１４ｃの値に依存する。従
って、セキュリティ・キー１４ｋ，２４ｋは比較的不変
である。しかしながら、セキュリティ・カウント１４
ｃ，２４ｃは、各ＰＤＵ１１ｔ，２１ｔと共に継続的に
変化する。セキュリティ・カウント１４ｃ，２４ｃがこ
のように絶えず変化することにより、セキュリティ・エ
ンジン１４，２４への入力の統計的整合性が損なわれる
ので、ＰＤＵ１１ｔ，２１ｔの解読（および、スプーフ
ィング）は一層困難に成る。ＰＤＵ１１ｔのシーケンス
番号５ｔをセキュリティ・カウント１４ｃの最下位ビッ
トとして、更にシーケンス番号５ｔに対応するＨＦＮＴ
１３ｔをセキュリティ・カウント１４ｃの最上位ビット
として使用することによって、ＰＤＵ１１ｔのセキュリ
ティ・カウント１４ｃが生成される。同様に、ＰＤＵ１
１ｒのシーケンス番号５ｒおよびＰＤＵ１１ｒのＨＦＮ
Ｒ１３ｒから、ＰＤＵ１１ｒのセキュリティ・カウント
１４ｃが生成される。同様のプロセスが、第２局２０上
で行われ、シーケンス番号６ｒまたはシーケンス番号６
ｔ、および対応するＨＦＮＲ２３ｒまたはＨＦＮＴ２３
ｔを用いてセキュリティ・カウント２４ｃが生成され
る。セキュリティ・カウント１４ｃ，２４ｃは、例えば
３２ビットの固定ビット・サイズを有する。シーケンス
番号５ｒ，６ｒ，５ｔ，６ｔのビット・サイズは、使用
される伝送モードに応じて変化し得るので、ハイパー・
フレーム番号ＨＦＮＲ１３ｒ、ＨＦＮＲ２３ｒ、ＨＦＮ
Ｔ１３ｔおよびＨＦＮＴ２３ｔのビット・サイズは、セ
キュリティ・カウント１４ｃ，２４ｃの前記固定ビット
・サイズを生じるように対応して変化しなければならな
い。例えば、シーケンス番号５ｒ，６ｒ，５ｔ，６ｔの
サイズは、トランスペアレント伝送モードでは全て７ビ
ットである。よって、ハイパー・フレーム番号ＨＦＮＲ
１３ｒ、ＨＦＮＲ２３ｒ、ＨＦＮＴ１３ｔおよびＨＦＮ
Ｔ２３ｔのサイズは２５ビットであり、これら二つを結
合すると、３２ビットのセキュリティ・カウント１４
ｃ，２４ｃを生成する。一方、一般に容認された伝送モ
ードでは、シーケンス番号５ｒ，６ｒ，５ｔ，６ｔのサ
イズは全て１２ビットである。よって、ハイパー・フレ
ーム番号ＨＦＮＲ１３ｒ、ＨＦＮＲ２３ｒ、ＨＦＮＴ１
３ｔ、およびＨＦＮＴ２３ｔのサイズは２０ビットであ
るので、この二つを結合すると３２ビットのセキュリテ
ィ・カウント１４ｃ，２４ｃを生成し続ける。
【０００６】当初、第１局１０と第２局２０との間に
は、チャネル１２およびチャネル２２は確立されていな
い。その後、第１局１０は、第２局２０とチャネルを確
立する。そのために、第１局１０は、ＨＦＮＴ１３ｔお
よびＨＦＮＲ１３ｒに対する初期値を決定しなければな
らない。第１局１０は、フラッシュ・メモリ・デバイス
またはＳＩＭカードのような非揮発性メモリ１６を参照
して、開始値１６ｓを求め、この開始値１６ｓを用い
て、ＨＦＮＴ１３ｔおよびＨＦＮＲ１３ｒの初期値を生
成する。開始値１６ｓは、チャネル１２を通る以前のセ
ッションからのハイパー・フレーム番号のｘ最上位ビッ
ト（ＭＳＢｘ）を保持する。理想的には、ｘは、最小サ
イズのハイパー・フレーム番号のビット・サイズと少な
くとも同じ大きさのビット・サイズであることが必要で
ある（即ち、上記サンプルに対して、ｘのサイズは少な
くとも２０ビットであることが必要である）。ＨＦＮＴ
１３ｔおよびＨＦＮＲ１３ｒのＭＳＢｘは開始値１６ｓ
に設定され、残りの低位ビットはゼロに設定される。次
に第１局１０は、開始値１６ｓを（特別の信号ＰＤＵ１
１ｔにより）第２局２０に送信し、ＨＦＮＲ、２３ｒお
よびＨＦＮＴ２３ｔとして使用する。このように、ＨＦ
ＮＴ１３ｔはＨＦＮＲ２３ｒと同期させられ、ＨＦＮＴ
２３ｔはＨＦＮＲ１３ｒと同期させられる。
は、チャネル１２およびチャネル２２は確立されていな
い。その後、第１局１０は、第２局２０とチャネルを確
立する。そのために、第１局１０は、ＨＦＮＴ１３ｔお
よびＨＦＮＲ１３ｒに対する初期値を決定しなければな
らない。第１局１０は、フラッシュ・メモリ・デバイス
またはＳＩＭカードのような非揮発性メモリ１６を参照
して、開始値１６ｓを求め、この開始値１６ｓを用い
て、ＨＦＮＴ１３ｔおよびＨＦＮＲ１３ｒの初期値を生
成する。開始値１６ｓは、チャネル１２を通る以前のセ
ッションからのハイパー・フレーム番号のｘ最上位ビッ
ト（ＭＳＢｘ）を保持する。理想的には、ｘは、最小サ
イズのハイパー・フレーム番号のビット・サイズと少な
くとも同じ大きさのビット・サイズであることが必要で
ある（即ち、上記サンプルに対して、ｘのサイズは少な
くとも２０ビットであることが必要である）。ＨＦＮＴ
１３ｔおよびＨＦＮＲ１３ｒのＭＳＢｘは開始値１６ｓ
に設定され、残りの低位ビットはゼロに設定される。次
に第１局１０は、開始値１６ｓを（特別の信号ＰＤＵ１
１ｔにより）第２局２０に送信し、ＨＦＮＲ、２３ｒお
よびＨＦＮＴ２３ｔとして使用する。このように、ＨＦ
ＮＴ１３ｔはＨＦＮＲ２３ｒと同期させられ、ＨＦＮＴ
２３ｔはＨＦＮＲ１３ｒと同期させられる。
【０００７】なお、第１局１０は第２局２０と複数のチ
ャネル１２を確立することができる。これらチャネル１
２のそれぞれは、自身のシーケンス番号５ｒ，５ｔ、な
らびにハイパー・フレーム番号１３ｒ，１３ｔを使用す
る。新たなチャネル１２を確立する際、第１局１０は現
在確立されているチャネル１２全てのＨＦＮＴ１３ｔお
よびＨＦＮＲ１３ｒを考慮し、最も高い値を有するＨＦ
ＮＴ１３ｔまたはＨＦＮＲ１３ｒを選択する。次に、第
１局１０はこの最高値のハイパー・フレーム番号のＭＳ
Ｂｘを抽出し、ＭＳＢｘを１つだけ増分し、それを新た
に確立されたチャネル１２の新たなＨＦＮＴ１３ｔおよ
びＨＦＮＲ１３ｒのＭＳＢｘとして使用する。次に第１
局１０と第２局２０との間で同期を行い、第２局２０に
対し、ＨＦＮＲ２３ｒおよびＨＦＮＴ２３ｔのＭＳＢｘ
を与える。このように、全ての確立されたチャネル１２
のセキュリティ・カウント１４ｃ間において一定に増分
する間隔（ｓｐａｃｉｎｇ）が確保される。
ャネル１２を確立することができる。これらチャネル１
２のそれぞれは、自身のシーケンス番号５ｒ，５ｔ、な
らびにハイパー・フレーム番号１３ｒ，１３ｔを使用す
る。新たなチャネル１２を確立する際、第１局１０は現
在確立されているチャネル１２全てのＨＦＮＴ１３ｔお
よびＨＦＮＲ１３ｒを考慮し、最も高い値を有するＨＦ
ＮＴ１３ｔまたはＨＦＮＲ１３ｒを選択する。次に、第
１局１０はこの最高値のハイパー・フレーム番号のＭＳ
Ｂｘを抽出し、ＭＳＢｘを１つだけ増分し、それを新た
に確立されたチャネル１２の新たなＨＦＮＴ１３ｔおよ
びＨＦＮＲ１３ｒのＭＳＢｘとして使用する。次に第１
局１０と第２局２０との間で同期を行い、第２局２０に
対し、ＨＦＮＲ２３ｒおよびＨＦＮＴ２３ｔのＭＳＢｘ
を与える。このように、全ての確立されたチャネル１２
のセキュリティ・カウント１４ｃ間において一定に増分
する間隔（ｓｐａｃｉｎｇ）が確保される。
【０００８】セキュリティのため、セキュリティ・キー
１４ｋ，２４ｋは、所定の間隔の後には、変更されるべ
きであることが注目される。この間隔は、一部は、セキ
ュリティ・カウント１４ｃ，２４ｃによって決定され
る。確立されたチャネル１２に対するセキュリティ・カ
ウント１４ｃが所定のセキュリティ・クロス・オーバ値
１４ｘを上回ると、第２局２０（即ち基地局）はセキュ
リティ・モード・コマンドを起動し、セキュリティ・キ
ー１４ｋ，２４ｋを新たなセキュリティ・キー１４ｎ，
２４ｎに変更する。このセキュリティ・キー１４ｎ，２
４ｎの両者は同一であり、以前のセキュリティ・キー１
４ｋ，２４ｋと同一であってはならない。送信されたＰ
ＤＵ１１ｔ，２１ｔが受信したＰＤＵ２１ｒ，１１ｒに
確実に適切に解読されるようにするためには、新たなセ
キュリティ・キー１４ｎ，２４ｎへの変更は、すべての
チャネル１２，２２にわたり注意深く同期されなければ
ならない。例えば、ＰＤＵ１１ｔをセキュリティ・キー
１４ｋを用いて暗号化し、セキュリティ・エンジン２４
が新たなセキュリティ・キー２４ｎを用いて、対応する
受信したＰＤＵ２１ｒを解読しようとすると、受信した
ＰＤＵ２１ｒは意味のないデータに解読される。これ
は、ＰＤＵ１１ｔおよびＰＤＵ２１ｒに適用されている
ようには、セキュリティ・キー１４ｋとセキュリティ・
キー２４ｎとは同期されていないためである。セキュリ
ティ・モード・コマンドは、有限量の時間を要する幾分
複雑なプロセスである。明確に述べると、第２局２０に
よってセキュリティ・モード・コマンドが送信される前
は、全てのチャネル１２，２２用にセキュリティ・キー
１４ｋ，２４ｋのみが使用される。同様に、セキュリテ
ィ・モード・コマンドが完全に終了した後は、全てのチ
ャネル１２，２２用に新たなセキュリティ・キー１４
ｎ，２４ｎのみが使用される。しかしながら、セキュリ
ティ・モード・コマンド、およびこれに伴う二つの局１
０と局２０との間のハンドシェークが行われている間
は、セキュリティ・キー１４ｋ，２４ｋまたは、セキュ
リティ・キー１４ｎ，２４ｎのうちのいずれのセキュリ
ティ・キーを用いるべきかに関して混乱が生ずる可能性
がある。こうした混乱が発生するのを回避するため、セ
キュリティ・モード・コマンドは、各チャネル１２，２
２にいわゆる作動時間（ａｃｔｉｖａｔｉｏｎ ｔｉｍ
ｅ）１７ｒ，２７ｔを与える。作動時間１７ｔ，２７ｔ
は単にＰＤＵ１１ｒ，２１ｔのシーケンス番号値５ｒ，
６ｔである。セキュリティ・モード・コマンドを実行す
る際、第２局２０は各チャネル２２の送信バッファ２２
ｔの作動時間２７ｔを決定する。作動時間２７ｔは、全
てのチャネル２２に亘って必ずしも同一ではなく、実際
には異なることが多い。第２局２０が第１局１０に送る
セキュリティ・モード・コマンドによって、第１局１０
には作動時間２７ｔが与えられ、第１局１０はこの作動
時間２７ｔを用いて、各チャネル１２の受信バッファ１
２ｒ用の、同一の対応する作動時間を生成する。第１局
１０は、セキュリティ・モード・コマンドに応答して、
各チャネル１２の送信バッファの作動時間１７ｔを決定
する。次に第１局１０は、セキュリティ・モード完了メ
ッセージを第２局２０に送る。このメッセージには、作
動時間１７ｔが含まれている。第２局２０は、このセキ
ュリティ・モード完了メッセージを用いて、第１局１０
上の対応するチャネル１２の作動時間１７ｔと同一の作
動時間２７ｒを、各チャネル２２の受信バッファ２２ｒ
に与える。セキュリティ・モード・コマンドおよび結果
として得られた最終作動時間１７ｔはセキュリティ・モ
ード再構成と呼ばれる。第１局１０を一例として用いる
と、それらのチャネル１２の作動時間１７ｔの前のシー
ケンス番号５ｔを有する全てのＰＤＵに対し、ＰＤＵ１
１ｔは、古いセキュリティ・キー１４ｋを用いて暗号化
する。作動時間１７ｔの時点またはその後で連続するシ
ーケンス番号５ｔを有するＰＤＵ１１ｔに対しては、暗
号用に新たなセキュリティ・キー１４ｎが適用される。
ＰＤＵ１１ｔ受信の際、第２局２０はシーケンス番号６
ｒおよび作動時間２７ｒを用いて、ＰＤＵ２１ｒの解読
用にはキー２４ｋまたはキー２４ｎのいずれのキーを使
用すべきかを判定する。第２局２０上で同様の送信プロ
セスが行われ、各チャネル１２は作動時間２７ｔを有す
る。第２局２０および第１局１０は、各自のセキュリテ
ィ・キー２４ｎ，２４ｋおよびセキュリティ・キー１４
ｎ，１４ｋがどのように受信されたＰＤＵ２１ｒ，１１
ｒおよび送信されたＰＤＵ１１ｔ，２１ｔへ適用される
かを把握し得るように、セキュリティ・モード・コマン
ドは作動時間１７ｒと作動時間２７ｔとの、更に作動時
間１７ｔと作動時間２７ｒとの同期化を提供する。この
ようにして、セキュリティ・エンジン１４とセキュリテ
ィ・エンジン２４との間で同期が確実に行われる。チャ
ネル１２，２２による新たなセキュリティ・キー１４
ｎ，２４ｎの採用時に（即ち、チャネル１２およびチャ
ネル２２の作動時間１７ｒ，１７ｔおよび作動時間２７
ｒ，２７ｔの後）、セキュリティ・キー１４ｎ，２４ｎ
が確実に最大に利用されるようにするためには、ＨＦＮ
Ｒ１３ｒ，２３ｒおよびＨＦＮＴ１３ｔ，２３ｔをクリ
アしてゼロとし、それによってチャネル１２，２２のセ
キュリティ・カウントをゼロ、またはゼロ近くにまで低
下させる。例えば、チャネル１２がその作動時間１７ｔ
を超えた後に、チャネル１２のＨＦＮＴ１３ｔをゼロに
設定する。従って、送信されたＰＤＵ１１ｔの対応する
セキュリティ・カウント１４ｃは、ゼロに近くなる。同
様に、作動時間２７ｒを超えるＰＤＵ２１ｒを受信する
と、第２局２０はＨＦＮ Ｒ２３ｒをクリアし、これによ
り受信したＰＤＵ２１ｒのセキュリティ・カウント２４
ｃを縮小する。
１４ｋ，２４ｋは、所定の間隔の後には、変更されるべ
きであることが注目される。この間隔は、一部は、セキ
ュリティ・カウント１４ｃ，２４ｃによって決定され
る。確立されたチャネル１２に対するセキュリティ・カ
ウント１４ｃが所定のセキュリティ・クロス・オーバ値
１４ｘを上回ると、第２局２０（即ち基地局）はセキュ
リティ・モード・コマンドを起動し、セキュリティ・キ
ー１４ｋ，２４ｋを新たなセキュリティ・キー１４ｎ，
２４ｎに変更する。このセキュリティ・キー１４ｎ，２
４ｎの両者は同一であり、以前のセキュリティ・キー１
４ｋ，２４ｋと同一であってはならない。送信されたＰ
ＤＵ１１ｔ，２１ｔが受信したＰＤＵ２１ｒ，１１ｒに
確実に適切に解読されるようにするためには、新たなセ
キュリティ・キー１４ｎ，２４ｎへの変更は、すべての
チャネル１２，２２にわたり注意深く同期されなければ
ならない。例えば、ＰＤＵ１１ｔをセキュリティ・キー
１４ｋを用いて暗号化し、セキュリティ・エンジン２４
が新たなセキュリティ・キー２４ｎを用いて、対応する
受信したＰＤＵ２１ｒを解読しようとすると、受信した
ＰＤＵ２１ｒは意味のないデータに解読される。これ
は、ＰＤＵ１１ｔおよびＰＤＵ２１ｒに適用されている
ようには、セキュリティ・キー１４ｋとセキュリティ・
キー２４ｎとは同期されていないためである。セキュリ
ティ・モード・コマンドは、有限量の時間を要する幾分
複雑なプロセスである。明確に述べると、第２局２０に
よってセキュリティ・モード・コマンドが送信される前
は、全てのチャネル１２，２２用にセキュリティ・キー
１４ｋ，２４ｋのみが使用される。同様に、セキュリテ
ィ・モード・コマンドが完全に終了した後は、全てのチ
ャネル１２，２２用に新たなセキュリティ・キー１４
ｎ，２４ｎのみが使用される。しかしながら、セキュリ
ティ・モード・コマンド、およびこれに伴う二つの局１
０と局２０との間のハンドシェークが行われている間
は、セキュリティ・キー１４ｋ，２４ｋまたは、セキュ
リティ・キー１４ｎ，２４ｎのうちのいずれのセキュリ
ティ・キーを用いるべきかに関して混乱が生ずる可能性
がある。こうした混乱が発生するのを回避するため、セ
キュリティ・モード・コマンドは、各チャネル１２，２
２にいわゆる作動時間（ａｃｔｉｖａｔｉｏｎ ｔｉｍ
ｅ）１７ｒ，２７ｔを与える。作動時間１７ｔ，２７ｔ
は単にＰＤＵ１１ｒ，２１ｔのシーケンス番号値５ｒ，
６ｔである。セキュリティ・モード・コマンドを実行す
る際、第２局２０は各チャネル２２の送信バッファ２２
ｔの作動時間２７ｔを決定する。作動時間２７ｔは、全
てのチャネル２２に亘って必ずしも同一ではなく、実際
には異なることが多い。第２局２０が第１局１０に送る
セキュリティ・モード・コマンドによって、第１局１０
には作動時間２７ｔが与えられ、第１局１０はこの作動
時間２７ｔを用いて、各チャネル１２の受信バッファ１
２ｒ用の、同一の対応する作動時間を生成する。第１局
１０は、セキュリティ・モード・コマンドに応答して、
各チャネル１２の送信バッファの作動時間１７ｔを決定
する。次に第１局１０は、セキュリティ・モード完了メ
ッセージを第２局２０に送る。このメッセージには、作
動時間１７ｔが含まれている。第２局２０は、このセキ
ュリティ・モード完了メッセージを用いて、第１局１０
上の対応するチャネル１２の作動時間１７ｔと同一の作
動時間２７ｒを、各チャネル２２の受信バッファ２２ｒ
に与える。セキュリティ・モード・コマンドおよび結果
として得られた最終作動時間１７ｔはセキュリティ・モ
ード再構成と呼ばれる。第１局１０を一例として用いる
と、それらのチャネル１２の作動時間１７ｔの前のシー
ケンス番号５ｔを有する全てのＰＤＵに対し、ＰＤＵ１
１ｔは、古いセキュリティ・キー１４ｋを用いて暗号化
する。作動時間１７ｔの時点またはその後で連続するシ
ーケンス番号５ｔを有するＰＤＵ１１ｔに対しては、暗
号用に新たなセキュリティ・キー１４ｎが適用される。
ＰＤＵ１１ｔ受信の際、第２局２０はシーケンス番号６
ｒおよび作動時間２７ｒを用いて、ＰＤＵ２１ｒの解読
用にはキー２４ｋまたはキー２４ｎのいずれのキーを使
用すべきかを判定する。第２局２０上で同様の送信プロ
セスが行われ、各チャネル１２は作動時間２７ｔを有す
る。第２局２０および第１局１０は、各自のセキュリテ
ィ・キー２４ｎ，２４ｋおよびセキュリティ・キー１４
ｎ，１４ｋがどのように受信されたＰＤＵ２１ｒ，１１
ｒおよび送信されたＰＤＵ１１ｔ，２１ｔへ適用される
かを把握し得るように、セキュリティ・モード・コマン
ドは作動時間１７ｒと作動時間２７ｔとの、更に作動時
間１７ｔと作動時間２７ｒとの同期化を提供する。この
ようにして、セキュリティ・エンジン１４とセキュリテ
ィ・エンジン２４との間で同期が確実に行われる。チャ
ネル１２，２２による新たなセキュリティ・キー１４
ｎ，２４ｎの採用時に（即ち、チャネル１２およびチャ
ネル２２の作動時間１７ｒ，１７ｔおよび作動時間２７
ｒ，２７ｔの後）、セキュリティ・キー１４ｎ，２４ｎ
が確実に最大に利用されるようにするためには、ＨＦＮ
Ｒ１３ｒ，２３ｒおよびＨＦＮＴ１３ｔ，２３ｔをクリ
アしてゼロとし、それによってチャネル１２，２２のセ
キュリティ・カウントをゼロ、またはゼロ近くにまで低
下させる。例えば、チャネル１２がその作動時間１７ｔ
を超えた後に、チャネル１２のＨＦＮＴ１３ｔをゼロに
設定する。従って、送信されたＰＤＵ１１ｔの対応する
セキュリティ・カウント１４ｃは、ゼロに近くなる。同
様に、作動時間２７ｒを超えるＰＤＵ２１ｒを受信する
と、第２局２０はＨＦＮ Ｒ２３ｒをクリアし、これによ
り受信したＰＤＵ２１ｒのセキュリティ・カウント２４
ｃを縮小する。
【０００９】しかしながら、セキュリティ・モード再構
成中の新たなチャネル１２の確立は、新たなセキュリテ
ィ・キー１４ｎの寿命を縮めるという不都合を招く可能
性がある。セキュリティ・モード再構成中に新たなチャ
ネル１２が確立されると、新たなセキュリティ・キー１
４ｎを使用しているチャネル１２と、依然古いセキュリ
ティ・キー１４ｋを使用している別のチャネル１２とが
確立される可能性がある。新たなセキュリティ・キー１
４ｎを使用するそれらのチャネル１２は、ゼロまたは、
ゼロに近いハイパー・フレーム番号１３ｒ，１３ｔを有
する。しかしながら、依然古いセキュリティ・キー１４
ｋを使用するそれらのチャネル１２は（それぞれの作動
時間１３ａに到達していないために）極めて高いハイパ
ー・フレーム番号１３ｒ，１３ｔを有する。ハイパー・
フレーム番号１３ｒ，１３ｔを新たなチャネル１２に割
り当てる際、第１局１０は全ての確立したチャネル１２
をスキャンし、最も高いハイパー・フレーム番号１３
ｒ，１３ｔを選択し、この値を１つだけ増分し、次にそ
れを新たなチャネル１２のハイパー・フレーム番号１３
ｒ，１３ｔに割り当てる。従って、新たなチャネル１２
は、ゼロよりはるかに大きいハイパー・フレーム番号１
３ｒ，１３ｔを受信し、セキュリティ・クロス・オーバ
値１４ｘに非常に近い、新たなチャネル１２のセキュリ
ティ・カウント１４ｃを形成させる可能性がある。これ
は、新たなセキュリティ・キー１４ｎの寿命を大幅に縮
める原因になる。
成中の新たなチャネル１２の確立は、新たなセキュリテ
ィ・キー１４ｎの寿命を縮めるという不都合を招く可能
性がある。セキュリティ・モード再構成中に新たなチャ
ネル１２が確立されると、新たなセキュリティ・キー１
４ｎを使用しているチャネル１２と、依然古いセキュリ
ティ・キー１４ｋを使用している別のチャネル１２とが
確立される可能性がある。新たなセキュリティ・キー１
４ｎを使用するそれらのチャネル１２は、ゼロまたは、
ゼロに近いハイパー・フレーム番号１３ｒ，１３ｔを有
する。しかしながら、依然古いセキュリティ・キー１４
ｋを使用するそれらのチャネル１２は（それぞれの作動
時間１３ａに到達していないために）極めて高いハイパ
ー・フレーム番号１３ｒ，１３ｔを有する。ハイパー・
フレーム番号１３ｒ，１３ｔを新たなチャネル１２に割
り当てる際、第１局１０は全ての確立したチャネル１２
をスキャンし、最も高いハイパー・フレーム番号１３
ｒ，１３ｔを選択し、この値を１つだけ増分し、次にそ
れを新たなチャネル１２のハイパー・フレーム番号１３
ｒ，１３ｔに割り当てる。従って、新たなチャネル１２
は、ゼロよりはるかに大きいハイパー・フレーム番号１
３ｒ，１３ｔを受信し、セキュリティ・クロス・オーバ
値１４ｘに非常に近い、新たなチャネル１２のセキュリ
ティ・カウント１４ｃを形成させる可能性がある。これ
は、新たなセキュリティ・キー１４ｎの寿命を大幅に縮
める原因になる。
【００１０】
【発明が解決しようとする課題】従って、本発明の主た
る目的は、セキュリティ・キーを変更する間に確立され
る新たなチャネル用のセキュリティ・カウント値を得る
方法を提供することにある。
る目的は、セキュリティ・キーを変更する間に確立され
る新たなチャネル用のセキュリティ・カウント値を得る
方法を提供することにある。
【００１１】
【課題を解決するための手段】上記問題点を解決するた
めに、請求項１に記載の発明は、無線通信装置において
新たなチャネルの初期セキュリティ・カウント値を算出
する方法であって、前記無線通信装置が、第１セキュリ
ティ・キーと、第２セキュリティ・キーと、複数の確立
されたチャネルとを備え、それらの確立された各チャネ
ルは対応するセキュリティ・カウント値を有し、かつセ
キュリティ・キーを利用し、前記確立されたチャネルの
少なくとも一つは第１セキュリティ・キーを利用し、前
記方法が、前記第２セキュリティ・キーを前記新たなチ
ャネルに割り当てるステップと、第１集合を利用して第
１の値を得るステップと、前記第１集合が前記第２キー
を利用する確立されたチャネルの対応するセキュリティ
・カウント値からなり、前記第１の値が前記第１集合に
おける値のｘ最上位ビットと少なくとも同じ大きさであ
ることと、前記新たなチャネルに対する前記初期セキュ
リティ・カウント値のＭＳＢｘを前記第１の値と同等に
設定するステップとを含み、前記第１集合が空の場合、
前記第１の値を第１の所定の値に設定することを要旨と
する。
めに、請求項１に記載の発明は、無線通信装置において
新たなチャネルの初期セキュリティ・カウント値を算出
する方法であって、前記無線通信装置が、第１セキュリ
ティ・キーと、第２セキュリティ・キーと、複数の確立
されたチャネルとを備え、それらの確立された各チャネ
ルは対応するセキュリティ・カウント値を有し、かつセ
キュリティ・キーを利用し、前記確立されたチャネルの
少なくとも一つは第１セキュリティ・キーを利用し、前
記方法が、前記第２セキュリティ・キーを前記新たなチ
ャネルに割り当てるステップと、第１集合を利用して第
１の値を得るステップと、前記第１集合が前記第２キー
を利用する確立されたチャネルの対応するセキュリティ
・カウント値からなり、前記第１の値が前記第１集合に
おける値のｘ最上位ビットと少なくとも同じ大きさであ
ることと、前記新たなチャネルに対する前記初期セキュ
リティ・カウント値のＭＳＢｘを前記第１の値と同等に
設定するステップとを含み、前記第１集合が空の場合、
前記第１の値を第１の所定の値に設定することを要旨と
する。
【００１２】請求項２に記載の発明は、請求項１に記載
の方法において、前記第１所定の値がゼロであることを
要旨とする。請求項３に記載の発明は、請求項２に記載
の方法において、前記第１の値が前記第１集合における
最大値のＭＳＢｘと少なくとも同じ大きさであることを
要旨とする。
の方法において、前記第１所定の値がゼロであることを
要旨とする。請求項３に記載の発明は、請求項２に記載
の方法において、前記第１の値が前記第１集合における
最大値のＭＳＢｘと少なくとも同じ大きさであることを
要旨とする。
【００１３】請求項４に記載の発明は、請求項３に記載
の方法において、前記第１の値が前記第１集合における
最大値のＭＳＢｘより大きいことを要旨とする。請求項
５に記載の発明は、無線通信装置において新たなチャネ
ルに初期セキュリティ・カウント値を与える方法であっ
て、少なくとも第１チャネルを確立するステップと、各
第１チャネルが第１セキュリティ・キーを利用し、かつ
対応するセキュリティ・カウント値を有することと、各
第１チャネルの作動時間に従って、各第１チャネルの利
用を前記第１セキュリティ・キーから第２セキュリティ
・キーに変更するために、セキュリティ・モードの再構
成を行うステップと、該ステップにおいて前記第２セキ
ュリティ・キーの利用の際に、前記第１チャネルの前記
対応するセキュリティ・カウント値を変更することと、
前記第２セキュリティ・キーを利用する第２チャネルの
確立を開始するステップと、第１集合を利用して第１の
値を得るステップと、前記第１集合は、前記第２キーを
利用する確立されたチャネルの対応するセキュリティ・
カウント値からなり、前記第１の値が前記第１集合にお
ける値のｘ最上位ビットと少なくとも同じ大きさである
ことと、前記第２チャネルに対する初期セキュリティ・
カウント値のＭＳＢｘを、前記第１の値と同等に設定す
るステップとを含み、前記第１集合が空の場合、前記第
１の値を第１所定の値に設定することを要旨とする。
の方法において、前記第１の値が前記第１集合における
最大値のＭＳＢｘより大きいことを要旨とする。請求項
５に記載の発明は、無線通信装置において新たなチャネ
ルに初期セキュリティ・カウント値を与える方法であっ
て、少なくとも第１チャネルを確立するステップと、各
第１チャネルが第１セキュリティ・キーを利用し、かつ
対応するセキュリティ・カウント値を有することと、各
第１チャネルの作動時間に従って、各第１チャネルの利
用を前記第１セキュリティ・キーから第２セキュリティ
・キーに変更するために、セキュリティ・モードの再構
成を行うステップと、該ステップにおいて前記第２セキ
ュリティ・キーの利用の際に、前記第１チャネルの前記
対応するセキュリティ・カウント値を変更することと、
前記第２セキュリティ・キーを利用する第２チャネルの
確立を開始するステップと、第１集合を利用して第１の
値を得るステップと、前記第１集合は、前記第２キーを
利用する確立されたチャネルの対応するセキュリティ・
カウント値からなり、前記第１の値が前記第１集合にお
ける値のｘ最上位ビットと少なくとも同じ大きさである
ことと、前記第２チャネルに対する初期セキュリティ・
カウント値のＭＳＢｘを、前記第１の値と同等に設定す
るステップとを含み、前記第１集合が空の場合、前記第
１の値を第１所定の値に設定することを要旨とする。
【００１４】請求項６に記載の発明は、請求項５に記載
の方法において、前記第２チャネルの確立を開始すると
きに、前記第１集合が、前記第２セキュリティ・キーを
利用する全ての第１チャネルの対応するセキュリティ・
カウント値を含むことを要旨とする。
の方法において、前記第２チャネルの確立を開始すると
きに、前記第１集合が、前記第２セキュリティ・キーを
利用する全ての第１チャネルの対応するセキュリティ・
カウント値を含むことを要旨とする。
【００１５】請求項７に記載の発明は、請求項６に記載
の方法において、前記所定の値がゼロであることを要旨
とする。請求項８に記載の発明は、請求項５に記載の方
法において、前記第１の値が前記第１集合における最大
値のＭＳＢｘと少なくとも同じ大きさであることを要旨
とする。
の方法において、前記所定の値がゼロであることを要旨
とする。請求項８に記載の発明は、請求項５に記載の方
法において、前記第１の値が前記第１集合における最大
値のＭＳＢｘと少なくとも同じ大きさであることを要旨
とする。
【００１６】請求項９に記載の発明は、請求項８に記載
の方法において、前記第１の値が前記第１集合における
最大値のＭＳＢｘよりも大きいことを要旨とする。簡潔
に要約すると、本発明の好適な実施形態は、無線通信装
置における新たなチャネル用初期セキュリティ・カウン
ト値を算出する方法を開示する。無線通信装置は、第１
セキュリティ・キー、第２セキュリティ・キー、および
確立されたチャネルを有する。確立された各チャネル
は、対応するセキュリティ・カウント値を有し、セキュ
リティ・キーを利用する。確立されたチャネルの内の少
なくとも１つは、第１セキュリティ・キーを利用する。
第２セキュリティ・キーは、新たなチャネルに割り当て
られる。次に、第１集合を使用して第１の値を得る。こ
の第１集合は、第２キーを利用する全ての確立されたチ
ャネルのセキュリティ・カウント値のみを有する。第１
の値は、第１集合における最大値のｘ最上位ビット（Ｍ
ＳＢｘ）と少なくとも同じ大きさである。新たなチャネ
ルの初期セキュリティ・カウント値のＭＳＢｘは第１の
値と等しく設定される。第１集合が空の場合、第１の値
をゼロに設定する。
の方法において、前記第１の値が前記第１集合における
最大値のＭＳＢｘよりも大きいことを要旨とする。簡潔
に要約すると、本発明の好適な実施形態は、無線通信装
置における新たなチャネル用初期セキュリティ・カウン
ト値を算出する方法を開示する。無線通信装置は、第１
セキュリティ・キー、第２セキュリティ・キー、および
確立されたチャネルを有する。確立された各チャネル
は、対応するセキュリティ・カウント値を有し、セキュ
リティ・キーを利用する。確立されたチャネルの内の少
なくとも１つは、第１セキュリティ・キーを利用する。
第２セキュリティ・キーは、新たなチャネルに割り当て
られる。次に、第１集合を使用して第１の値を得る。こ
の第１集合は、第２キーを利用する全ての確立されたチ
ャネルのセキュリティ・カウント値のみを有する。第１
の値は、第１集合における最大値のｘ最上位ビット（Ｍ
ＳＢｘ）と少なくとも同じ大きさである。新たなチャネ
ルの初期セキュリティ・カウント値のＭＳＢｘは第１の
値と等しく設定される。第１集合が空の場合、第１の値
をゼロに設定する。
【００１７】本発明の利点は、第２キーを使用するチャ
ネルだけに関連するセキュリティ・カウント値を考慮す
ることによって、新たなチャネルが、過度に高いセキュ
リティ・カウント値を得ないようにすることである。従
って、セキュリティ・キーの寿命が著しく短縮されるこ
とが防止される。
ネルだけに関連するセキュリティ・カウント値を考慮す
ることによって、新たなチャネルが、過度に高いセキュ
リティ・カウント値を得ないようにすることである。従
って、セキュリティ・キーの寿命が著しく短縮されるこ
とが防止される。
【００１８】種々の図および図面に示した好適実施形態
に関する以下の詳細な説明を読んだ後では、本発明のこ
れらのおよびその他の目的は、当業者には明らかとなろ
う。
に関する以下の詳細な説明を読んだ後では、本発明のこ
れらのおよびその他の目的は、当業者には明らかとなろ
う。
【００１９】
【発明の実施の形態】以下の記述において、局は移動電
話、ハンドヘルド送受信機、基地局、携帯用情報端末
（ＰＤＡ）、コンピュータ、またはデータの無線交換を
要求するその他のあらゆる装置であり得る。無線通信を
実行する物理層には多くの手段が使用可能であり、その
ような手段はいずれも以下に開示するシステムに使用可
能であることが理解されるべきである。
話、ハンドヘルド送受信機、基地局、携帯用情報端末
（ＰＤＡ）、コンピュータ、またはデータの無線交換を
要求するその他のあらゆる装置であり得る。無線通信を
実行する物理層には多くの手段が使用可能であり、その
ような手段はいずれも以下に開示するシステムに使用可
能であることが理解されるべきである。
【００２０】図２を参照されたい。図２は、本発明によ
る無線通信システム３０の簡易ブロック図である。無線
通信システム３０は、従来技術の無線通信システムとよ
く似ている。それは、新たに確立されたチャネル４２，
５２に、初期のセキュリティ・カウント値を割り当てる
ために使用する方法を変更することが本発明の主たる目
的であるからである。無線通信システム３０は、複数の
確立されたチャネル４２を通じて第２局５０と無線通信
を行う第１局４０を含む。第１局４０は、チャネル４２
を確立して、第２局５０と通信を行うことが可能であ
る。第２局は、第１局４０のチャネル４２に対して、対
応するチャネル５２を確立する。また、第１局４０は、
確立したチャネル４２を解放することが可能であり、そ
の場合、第２局５０は対応するチャネル５２を解放す
る。各チャネル４２は、受信バッファ４２ｒおよび送信
バッファ４２ｔを有する。同様に、第２局５０では、各
チャネル５２は受信バッファ５２ｒおよび送信バッファ
５２ｔを有する。受信バッファ４２ｒは、第２局５０か
ら受信したプロトコル・データ・ユニット（ＰＤＵ）４
１ｒを保持するのに使用される。送信バッファ４２ｔ
は、第２局５０への送信待ちのＰＤＵ４１ｔを保持する
のに使用される。ＰＤＵ４１ｔは、チャネル４２を通じ
て第２局５０へ送信され、そこで受信されて対応するチ
ャネル５２の受信バッファ５２ｒに入れられる。同様に
ＰＤＵ５１ｔは、第２局のチャネル５２を通じて第１局
４０に送信され、そこで受信されて対応するチャネル４
２の受信バッファ４２ｒに入れられる。各ＰＤＵ４１
ｒ，４１ｔ，５１ｒ，５１ｔは、それぞれのバッファ４
２ｒ，４２ｔ，５２ｒ，５２ｔ内におけるＰＤＵ４１
ｒ，４１ｔ，５１ｒ，５１ｔの連続した位置を示す、ｍ
ビットのシーケンス番号（ＳＮ）３５ｒ，３５ｔ，３６
ｒ，３６ｔを有する。順序的に後方のＰＤＵ４１ｒ，４
１ｔ，５１ｒ，５１ｔは、順序的に高いシーケンス番号
３５ｒ，３５ｔ，３６ｒ，３６ｔを有する。シーケンス
番号３５ｒ，３５ｔ，３６ｒ，３６ｔは、ｍビットの固
定ビット・サイズを有するので、シーケンス番号３５
ｒ，３５ｔ，３６ｒ，３６ｔはその値が、２ｍ−１を超
えるとゼロにロール・オーバする。受信バッファ４２
ｒ，５２ｒは、それぞれ受信ハイパー・フレーム番号
（ＨＦＮＲ）４３ｒ，５３ｒを有する。この受信ハイパ
ー・フレーム番号は、受信されたＰＤＵ４１ｒ，５１ｒ
のシーケンス番号３５ｒ，３６ｒのそのようなロール・
オーバ・イベントが検出されると、１つだけ増分され
る。従って、各受信したＰＤＵ４１ｒ，５１ｒに関連す
るＨＦＮＲ４３ｒ，５３ｒは、受信したＰＤＵ４１ｒ，
５１ｒのシーケンス番号３５ｒ，３６ｒの上位ビット
（最上位ビット）として機能する。同様に、各送信バッ
ファ４２ｔ，５２ｔは、各受信したＰＤＵ４１ｔ，５１
ｔのシーケンス番号３５ｔ，３６ｔの上位ビット、即ち
最上位ビットとして機能するそれぞれの送信ハイパー・
フレーム番号（ＨＦＮＴ）４３ｔ，５３ｔを有する。ハ
イパー・フレーム番号４３ｒ，４３ｔ，５３ｒ，５３ｔ
は第１局４０および第２局５０によって内部管理され、
同期イベントの間にのみ明示的に送信される。これは、
それぞれのＰＤＵ４１ｔ，５１ｔによって担持されるの
が通常であるシーケンス番号３５ｔ、３６ｔとは異な
る。
る無線通信システム３０の簡易ブロック図である。無線
通信システム３０は、従来技術の無線通信システムとよ
く似ている。それは、新たに確立されたチャネル４２，
５２に、初期のセキュリティ・カウント値を割り当てる
ために使用する方法を変更することが本発明の主たる目
的であるからである。無線通信システム３０は、複数の
確立されたチャネル４２を通じて第２局５０と無線通信
を行う第１局４０を含む。第１局４０は、チャネル４２
を確立して、第２局５０と通信を行うことが可能であ
る。第２局は、第１局４０のチャネル４２に対して、対
応するチャネル５２を確立する。また、第１局４０は、
確立したチャネル４２を解放することが可能であり、そ
の場合、第２局５０は対応するチャネル５２を解放す
る。各チャネル４２は、受信バッファ４２ｒおよび送信
バッファ４２ｔを有する。同様に、第２局５０では、各
チャネル５２は受信バッファ５２ｒおよび送信バッファ
５２ｔを有する。受信バッファ４２ｒは、第２局５０か
ら受信したプロトコル・データ・ユニット（ＰＤＵ）４
１ｒを保持するのに使用される。送信バッファ４２ｔ
は、第２局５０への送信待ちのＰＤＵ４１ｔを保持する
のに使用される。ＰＤＵ４１ｔは、チャネル４２を通じ
て第２局５０へ送信され、そこで受信されて対応するチ
ャネル５２の受信バッファ５２ｒに入れられる。同様に
ＰＤＵ５１ｔは、第２局のチャネル５２を通じて第１局
４０に送信され、そこで受信されて対応するチャネル４
２の受信バッファ４２ｒに入れられる。各ＰＤＵ４１
ｒ，４１ｔ，５１ｒ，５１ｔは、それぞれのバッファ４
２ｒ，４２ｔ，５２ｒ，５２ｔ内におけるＰＤＵ４１
ｒ，４１ｔ，５１ｒ，５１ｔの連続した位置を示す、ｍ
ビットのシーケンス番号（ＳＮ）３５ｒ，３５ｔ，３６
ｒ，３６ｔを有する。順序的に後方のＰＤＵ４１ｒ，４
１ｔ，５１ｒ，５１ｔは、順序的に高いシーケンス番号
３５ｒ，３５ｔ，３６ｒ，３６ｔを有する。シーケンス
番号３５ｒ，３５ｔ，３６ｒ，３６ｔは、ｍビットの固
定ビット・サイズを有するので、シーケンス番号３５
ｒ，３５ｔ，３６ｒ，３６ｔはその値が、２ｍ−１を超
えるとゼロにロール・オーバする。受信バッファ４２
ｒ，５２ｒは、それぞれ受信ハイパー・フレーム番号
（ＨＦＮＲ）４３ｒ，５３ｒを有する。この受信ハイパ
ー・フレーム番号は、受信されたＰＤＵ４１ｒ，５１ｒ
のシーケンス番号３５ｒ，３６ｒのそのようなロール・
オーバ・イベントが検出されると、１つだけ増分され
る。従って、各受信したＰＤＵ４１ｒ，５１ｒに関連す
るＨＦＮＲ４３ｒ，５３ｒは、受信したＰＤＵ４１ｒ，
５１ｒのシーケンス番号３５ｒ，３６ｒの上位ビット
（最上位ビット）として機能する。同様に、各送信バッ
ファ４２ｔ，５２ｔは、各受信したＰＤＵ４１ｔ，５１
ｔのシーケンス番号３５ｔ，３６ｔの上位ビット、即ち
最上位ビットとして機能するそれぞれの送信ハイパー・
フレーム番号（ＨＦＮＴ）４３ｔ，５３ｔを有する。ハ
イパー・フレーム番号４３ｒ，４３ｔ，５３ｒ，５３ｔ
は第１局４０および第２局５０によって内部管理され、
同期イベントの間にのみ明示的に送信される。これは、
それぞれのＰＤＵ４１ｔ，５１ｔによって担持されるの
が通常であるシーケンス番号３５ｔ、３６ｔとは異な
る。
【００２１】第１局４０は、ＰＤＵ４１ｒ，４１ｔの暗
号化／解読、およびデータ完全性チェックを行うために
使用されるセキュリティ・エンジン４４を有する。セキ
ュリティ・エンジンへの多数の入力の内の二つは、特
に、ｎビットセキュリティ・カウント４４ｃおよび第１
セキュリティ・キー４４ｋを含む。第２局５０上に対応
するセキュリティ・エンジン５４が備えられ、そのセキ
ュリティ・エンジン５４はｎビットのセキュリティ・カ
ウント５４ｃおよび第１セキュリティ・キー５４ｋも使
用する。ＰＤＵ４１ｔは、セキュリティ・エンジン５４
により、格別なセキュリティ・カウント４４ｃおよび第
１キー４４ｋを用いて、暗号化される。対応する受信さ
れたＰＤＵ５１ｒを適切に解読するために、セキュリテ
ィ・エンジン５４は、セキュリティ・カウント４４ｃと
同一のセキュリティ・カウント５４ｃ、および第１セキ
ュリティ・キー４４ｋと同一の第１セキュリティ・キー
５４ｋを使用しなければならない。また、ＰＤＵ４１
ｒ，４１ｔ，５１ｒ，５１ｔの完全性チェックには同期
されたセキュリティ・カウントを利用するが、これらの
完全性セキュリティ・カウントは、殆ど常に暗号化セキ
ュリティ・カウント４４ｃ，５４ｃよりも小さいので、
以下の議論のためには、暗号化セキュリティ・カウント
４４ｃ，５４ｃが考究される。
号化／解読、およびデータ完全性チェックを行うために
使用されるセキュリティ・エンジン４４を有する。セキ
ュリティ・エンジンへの多数の入力の内の二つは、特
に、ｎビットセキュリティ・カウント４４ｃおよび第１
セキュリティ・キー４４ｋを含む。第２局５０上に対応
するセキュリティ・エンジン５４が備えられ、そのセキ
ュリティ・エンジン５４はｎビットのセキュリティ・カ
ウント５４ｃおよび第１セキュリティ・キー５４ｋも使
用する。ＰＤＵ４１ｔは、セキュリティ・エンジン５４
により、格別なセキュリティ・カウント４４ｃおよび第
１キー４４ｋを用いて、暗号化される。対応する受信さ
れたＰＤＵ５１ｒを適切に解読するために、セキュリテ
ィ・エンジン５４は、セキュリティ・カウント４４ｃと
同一のセキュリティ・カウント５４ｃ、および第１セキ
ュリティ・キー４４ｋと同一の第１セキュリティ・キー
５４ｋを使用しなければならない。また、ＰＤＵ４１
ｒ，４１ｔ，５１ｒ，５１ｔの完全性チェックには同期
されたセキュリティ・カウントを利用するが、これらの
完全性セキュリティ・カウントは、殆ど常に暗号化セキ
ュリティ・カウント４４ｃ，５４ｃよりも小さいので、
以下の議論のためには、暗号化セキュリティ・カウント
４４ｃ，５４ｃが考究される。
【００２２】確立したチャネル４２のセキュリティ・カ
ウント４４ｃが所定のクロス・オーバ値４４ｘを上回る
毎に、第１セキュリティ・キー４４ｋ，５４ｋを変更す
る。セキュリティ・モード・コマンドを用いて、第１セ
キュリティ・キー４４ｋ，５４ｋの使用から、第２の新
たなセキュリティ・キー４４ｎ，５４ｎの使用に、セキ
ュリティ・エンジン４４，５４を同期させる。セキュリ
ティ・カウント４４ｃ，５４ｃは、チャネル４２，５２
を通る各ＰＤＵ４１ｒ，４１ｔ，５１ｒ，５１ｔと共に
連続的に変化する。ＰＤＵ４１ｒ，４１ｔのシーケンス
番号３５ｒ，３５ｔをセキュリティ・カウント４４ｃの
低位（最下位）ビットとして使用し、かつＰＤＵ４１
ｒ，４１ｔにそれぞれ関連するＨＦＮＲ４３ｒ，ＨＦＮ
Ｔ４３ｔをセキュリティ・カウント４４ｃの上位ビット
として使用することによって、各ＰＤＵ４１ｒ，４１ｔ
に対して、セキュリティ・カウント４４ｃが生成され
る。対応するプロセスは、第２局５０のセキュリティ・
エンジン５４によって使用される。確立されたチャネル
４２を通じて送信されたＰＤＵのストリーム対して、チ
ャネル１２に関連するセキュリティ・カウント４４ｃ
は、各ＰＤＵ４１ｔと共に連続的に増加する。従って、
第２局５０が送信するＰＤＵ５１ｔのストリームにも同
じことが言える。種々のチャネル４２が使用するセキュ
リティ・カウント値４４ｃの領域は、非常に広範に変化
し得る。通常の場合、全てのチャネル４２は第１セキュ
リティ・キー４４ｋまたは第２セキュリティ・キー４４
ｎを使用する。
ウント４４ｃが所定のクロス・オーバ値４４ｘを上回る
毎に、第１セキュリティ・キー４４ｋ，５４ｋを変更す
る。セキュリティ・モード・コマンドを用いて、第１セ
キュリティ・キー４４ｋ，５４ｋの使用から、第２の新
たなセキュリティ・キー４４ｎ，５４ｎの使用に、セキ
ュリティ・エンジン４４，５４を同期させる。セキュリ
ティ・カウント４４ｃ，５４ｃは、チャネル４２，５２
を通る各ＰＤＵ４１ｒ，４１ｔ，５１ｒ，５１ｔと共に
連続的に変化する。ＰＤＵ４１ｒ，４１ｔのシーケンス
番号３５ｒ，３５ｔをセキュリティ・カウント４４ｃの
低位（最下位）ビットとして使用し、かつＰＤＵ４１
ｒ，４１ｔにそれぞれ関連するＨＦＮＲ４３ｒ，ＨＦＮ
Ｔ４３ｔをセキュリティ・カウント４４ｃの上位ビット
として使用することによって、各ＰＤＵ４１ｒ，４１ｔ
に対して、セキュリティ・カウント４４ｃが生成され
る。対応するプロセスは、第２局５０のセキュリティ・
エンジン５４によって使用される。確立されたチャネル
４２を通じて送信されたＰＤＵのストリーム対して、チ
ャネル１２に関連するセキュリティ・カウント４４ｃ
は、各ＰＤＵ４１ｔと共に連続的に増加する。従って、
第２局５０が送信するＰＤＵ５１ｔのストリームにも同
じことが言える。種々のチャネル４２が使用するセキュ
リティ・カウント値４４ｃの領域は、非常に広範に変化
し得る。通常の場合、全てのチャネル４２は第１セキュ
リティ・キー４４ｋまたは第２セキュリティ・キー４４
ｎを使用する。
【００２３】当初、第１局４０は、第２局５０とのチャ
ネル４２を確立していない。第２局５０とチャネル４２
を確立するためには、第１局４０はまず、第１局４０の
不揮発性メモリ４６から開始値４６ｓを抽出し、この開
始値４６ｓを用いて、確立される予定のチャネル４２の
ためにＨＦＮＴ４３ｔおよびＨＦＮＲ４３ｒを生成す
る。データを第１局４０用に永久保存するために不揮発
性メモリ４６が使用され、それにより、第１局４０をオ
フしても開始値４６ｓは失われることはない。前記不揮
発性メモリ４６は、電気的消去可能なプログラマブル読
出し専用メモリ（ＥＥＰＲＯＭ）、ＳＩＭカード等であ
ってよい。理想的には、開始値４６ｓのビット・サイズ
は、ハイパー・フレーム番号４３ｔ，４３ｒのビット・
サイズと同等であるべきである。この場合、ＨＦＮＴ４
３ｔおよびＨＦＮＲ４３ｒは単に開始値４６ｓと等しく
設定される。しかしながら、ｍビットのハイパー・フレ
ーム番号４３ｔ，４３ｒに対して開始値４６ｓのサイズ
がｘビットであり、ｘがｍより小さい場合には、開始値
４６ｓはハイパー・フレーム番号４３ｔ，４３ｒのｘ最
上位ビット（ＭＳＢｘ）として用いられ、ＨＦＮＴ４３
ｔおよびＨＦＮＲ４３ｒの残りの低位ビットは単にゼロ
に設定される。第１局４０は、開始値４６ｓによってハ
イパー・フレーム番号４３ｔ，４３ｒを生成した後、開
始値４６ｓ（または、これに代わって、ＨＦＮＴ４３ｔ
またはＨＦＮＲ４３ｒのうちのひとつ）を第２局５０に
送信する。その結果、第２局５０は、対応するチャネル
５２のＨＦＮＲ５３ｒおよびＨＦＮＴ５３ｔをハイパー
・フレーム番号４３ｔ，４３ｒの初期値と等しくなるよ
うに設定することができる。このように、ＨＦＮＴ４３
ｔは対応するＨＦＮＲ５３ｒと同期し、ＨＦＮＲ４３ｒ
は対応するＨＦＮＴ５３ｔと同期する。開始値４６ｓは
ｘビット・サイズの数字であり、ＨＦＮＴ４３ｔは送信
されたＰＤＵ４１ｔに対するセキュリティ・カウント４
４ｃの最上位ビットとして使用されるので、開始値４６
ｓはｎビットのセキュリティ・カウント４４ｃのＭＳＢ
ｘを効果的に保持する。ここでｎは、ＨＦＮＴ４３ｔの
ビット・サイズとシーケンス番号３５ｔのビット・サイ
ズとの合計に等しい。また、これは、ＨＦＮＲ４３ｒと
同様、受信したＰＤＵ４１ｒに対するセキュリティ・カ
ウント４４ｃの場合にも当てはまる。新たに確立したチ
ャネル４２に対しては、第１セキュリティ・キー４４ｋ
のようなセキュリティ・キーをまた割り当てて、セキュ
リティ・エンジン４４がそのセキュリティ・キーを新た
なチャネル４２の暗号化および解読動作のために使用す
る。
ネル４２を確立していない。第２局５０とチャネル４２
を確立するためには、第１局４０はまず、第１局４０の
不揮発性メモリ４６から開始値４６ｓを抽出し、この開
始値４６ｓを用いて、確立される予定のチャネル４２の
ためにＨＦＮＴ４３ｔおよびＨＦＮＲ４３ｒを生成す
る。データを第１局４０用に永久保存するために不揮発
性メモリ４６が使用され、それにより、第１局４０をオ
フしても開始値４６ｓは失われることはない。前記不揮
発性メモリ４６は、電気的消去可能なプログラマブル読
出し専用メモリ（ＥＥＰＲＯＭ）、ＳＩＭカード等であ
ってよい。理想的には、開始値４６ｓのビット・サイズ
は、ハイパー・フレーム番号４３ｔ，４３ｒのビット・
サイズと同等であるべきである。この場合、ＨＦＮＴ４
３ｔおよびＨＦＮＲ４３ｒは単に開始値４６ｓと等しく
設定される。しかしながら、ｍビットのハイパー・フレ
ーム番号４３ｔ，４３ｒに対して開始値４６ｓのサイズ
がｘビットであり、ｘがｍより小さい場合には、開始値
４６ｓはハイパー・フレーム番号４３ｔ，４３ｒのｘ最
上位ビット（ＭＳＢｘ）として用いられ、ＨＦＮＴ４３
ｔおよびＨＦＮＲ４３ｒの残りの低位ビットは単にゼロ
に設定される。第１局４０は、開始値４６ｓによってハ
イパー・フレーム番号４３ｔ，４３ｒを生成した後、開
始値４６ｓ（または、これに代わって、ＨＦＮＴ４３ｔ
またはＨＦＮＲ４３ｒのうちのひとつ）を第２局５０に
送信する。その結果、第２局５０は、対応するチャネル
５２のＨＦＮＲ５３ｒおよびＨＦＮＴ５３ｔをハイパー
・フレーム番号４３ｔ，４３ｒの初期値と等しくなるよ
うに設定することができる。このように、ＨＦＮＴ４３
ｔは対応するＨＦＮＲ５３ｒと同期し、ＨＦＮＲ４３ｒ
は対応するＨＦＮＴ５３ｔと同期する。開始値４６ｓは
ｘビット・サイズの数字であり、ＨＦＮＴ４３ｔは送信
されたＰＤＵ４１ｔに対するセキュリティ・カウント４
４ｃの最上位ビットとして使用されるので、開始値４６
ｓはｎビットのセキュリティ・カウント４４ｃのＭＳＢ
ｘを効果的に保持する。ここでｎは、ＨＦＮＴ４３ｔの
ビット・サイズとシーケンス番号３５ｔのビット・サイ
ズとの合計に等しい。また、これは、ＨＦＮＲ４３ｒと
同様、受信したＰＤＵ４１ｒに対するセキュリティ・カ
ウント４４ｃの場合にも当てはまる。新たに確立したチ
ャネル４２に対しては、第１セキュリティ・キー４４ｋ
のようなセキュリティ・キーをまた割り当てて、セキュ
リティ・エンジン４４がそのセキュリティ・キーを新た
なチャネル４２の暗号化および解読動作のために使用す
る。
【００２４】最初のチャネル４２が確立された後に、第
１局４０によって（あるいは、第２局５０によって確立
されるチャネル５２に応答して）その他の多くのチャネ
ル４２が確立され得る。他のチャネル４２が既に確立さ
れている場合に新たなチャネル４２を確立するとき、第
１局４０はまずセキュリティ・キーを新たなチャネル４
２に割り当てる。通常の場合、セキュリティ・キーは、
第１セキュリティ・キー４４ｋのように、全ての他の確
立されたチャネル４２によって既に使用されているセキ
ュリティ・キーである。しかしながら、新たなチャネル
４２には、セキュリティ・モード・コマンドにより、他
の確立したチャネル４２のセキュリティ・キーとは異な
る、新たなセキュリティ・キー４４ｎのような第２セキ
ュリティ・キーを割り当ててもよい。一例として、以下
では、第１局４０が新たなセキュリティ・キー４４ｎを
新たなチャネル４２に割り当てることを想定する。第１
局４０は、次に、ハイパー・フレーム番号４３ｒ，４３
ｔを新たなチャネル４２に割り当てなければならない。
これを行うためには、第１局４０は、新たなチャネル４
２が確立されているときに、新たなセキュリティ・キー
４４ｎ（即ち、新たなチャネル４２に割り当てられるの
と同じセキュリティ・キー）を使用する全ての他の確立
されたチャネルを解析し、これらのチャネル４２の全て
のうちから最大のセキュリティ・カウント４４ｃを選択
する。この最大のセキュリティ・カウントは、受信ハイ
パー・フレーム番号ＨＦＮＲ４３ｒ、または送信ハイパ
ー・フレーム番号ＨＦＮＴ４３ｔから形成することがで
き、新たなチャネル４２のハイパー・フレーム番号４３
ｒ，４３ｔを生成するのに使用される。以下の記述にお
いては簡素化のために、新たなチャネル４２のハイパー
・フレーム番号４３ｒ，４３ｔのサイズはいずれもｘビ
ットであり、このいわゆる最大セキュリティ・カウント
４４ｃのｘ最上位ビット（ＭＳＢｘ）は、第１の値４５
として一時的保持空間にコピーされるものと想定する。
例えば、新たなチャネル４２に対するハイパー・フレー
ム番号４３ｒ，４３ｔのサイズが２０ビットである場
合、（新たなセキュリティ・キー４４ｎに関連する）最
大セキュリティ・カウント４４ｃのＭＳＢ２０は、第１
の値４５として使用される。従って、第１の値４５が２
ｘ−１より小さい場合、ゼロへのロールオーバー（即
ち、オーバ・フロー）が確実に起こらないように、第１
の値４５を増分する。次に、第１の値４５を新たなチャ
ネル４２のＨＦＮＲ４３ｒおよびＨＦＮＴ４３ｔにコピ
ーする。なお、新たなチャネル４２を確立している際中
に、新たなセキュリティ・キー４４ｎ（即ち、新たなチ
ャネル４２によって使用されているのと同じセキュリテ
ィ・キー）を使用している確立されたチャネル４２が他
にない場合には、その新たなチャネル４２に対するハイ
パー・フレーム値４３ｒ，４３ｔは単にゼロに設定され
る。即ち、第１の値４５にはゼロのデフォルト値が与え
られ、これがハイパー・フレーム番号４３ｒ，４３ｔに
対する値となる。これにかわって、ゼロはフラグとして
使用されることが多いので、１のような別の小さな値を
使用する場合もある。
１局４０によって（あるいは、第２局５０によって確立
されるチャネル５２に応答して）その他の多くのチャネ
ル４２が確立され得る。他のチャネル４２が既に確立さ
れている場合に新たなチャネル４２を確立するとき、第
１局４０はまずセキュリティ・キーを新たなチャネル４
２に割り当てる。通常の場合、セキュリティ・キーは、
第１セキュリティ・キー４４ｋのように、全ての他の確
立されたチャネル４２によって既に使用されているセキ
ュリティ・キーである。しかしながら、新たなチャネル
４２には、セキュリティ・モード・コマンドにより、他
の確立したチャネル４２のセキュリティ・キーとは異な
る、新たなセキュリティ・キー４４ｎのような第２セキ
ュリティ・キーを割り当ててもよい。一例として、以下
では、第１局４０が新たなセキュリティ・キー４４ｎを
新たなチャネル４２に割り当てることを想定する。第１
局４０は、次に、ハイパー・フレーム番号４３ｒ，４３
ｔを新たなチャネル４２に割り当てなければならない。
これを行うためには、第１局４０は、新たなチャネル４
２が確立されているときに、新たなセキュリティ・キー
４４ｎ（即ち、新たなチャネル４２に割り当てられるの
と同じセキュリティ・キー）を使用する全ての他の確立
されたチャネルを解析し、これらのチャネル４２の全て
のうちから最大のセキュリティ・カウント４４ｃを選択
する。この最大のセキュリティ・カウントは、受信ハイ
パー・フレーム番号ＨＦＮＲ４３ｒ、または送信ハイパ
ー・フレーム番号ＨＦＮＴ４３ｔから形成することがで
き、新たなチャネル４２のハイパー・フレーム番号４３
ｒ，４３ｔを生成するのに使用される。以下の記述にお
いては簡素化のために、新たなチャネル４２のハイパー
・フレーム番号４３ｒ，４３ｔのサイズはいずれもｘビ
ットであり、このいわゆる最大セキュリティ・カウント
４４ｃのｘ最上位ビット（ＭＳＢｘ）は、第１の値４５
として一時的保持空間にコピーされるものと想定する。
例えば、新たなチャネル４２に対するハイパー・フレー
ム番号４３ｒ，４３ｔのサイズが２０ビットである場
合、（新たなセキュリティ・キー４４ｎに関連する）最
大セキュリティ・カウント４４ｃのＭＳＢ２０は、第１
の値４５として使用される。従って、第１の値４５が２
ｘ−１より小さい場合、ゼロへのロールオーバー（即
ち、オーバ・フロー）が確実に起こらないように、第１
の値４５を増分する。次に、第１の値４５を新たなチャ
ネル４２のＨＦＮＲ４３ｒおよびＨＦＮＴ４３ｔにコピ
ーする。なお、新たなチャネル４２を確立している際中
に、新たなセキュリティ・キー４４ｎ（即ち、新たなチ
ャネル４２によって使用されているのと同じセキュリテ
ィ・キー）を使用している確立されたチャネル４２が他
にない場合には、その新たなチャネル４２に対するハイ
パー・フレーム値４３ｒ，４３ｔは単にゼロに設定され
る。即ち、第１の値４５にはゼロのデフォルト値が与え
られ、これがハイパー・フレーム番号４３ｒ，４３ｔに
対する値となる。これにかわって、ゼロはフラグとして
使用されることが多いので、１のような別の小さな値を
使用する場合もある。
【００２５】上述において、新たなチャネル４２のセキ
ュリティ・カウント４４ｃ（一方は受信バッファ４２ｒ
用、もう一方は送信バッファ４２ｔ用）に対する初期値
のＭＳＢｘの設定は、実際には、新たなチャネル４２が
使用しているものと同じセキュリティ・カウント４４ｎ
を使用するその他の確立されたチャネル４２のセキュリ
ティ・カウント４４ｃのＭＳＢｘに従って行われること
に留意されたい。実質的には、エレメント４８ｅの集合
４８を解析する。各エレメント４８ｅは、新たなセキュ
リティ・キー４４ｎを使用するチャネル４２の受信バッ
ファ４２ｒ、または送信バッファ４２ｔのいずれかに対
するセキュリティ・カウント４４ｃである。新たなセキ
ュリティ・キー４４ｎに関連する各々およびすべてのセ
キュリティ・カウント４４ｃは、集合４８内のエレメン
ト４８ｅとして表される。従って、新たなセキュリティ
・キー４４ｎを使用する各チャネル４２は、集合４８に
二つのエレメント４８ｅを与える。次に、この集合４８
における最大のエレメント４８ｅのＭＳＢｘは、新たな
チャネル４２のハイパー・フレーム番号４３ｒ，４３ｔ
によって、抽出、増分され、新たなチャネル４２の受信
バッファ４２ｒ、および送信バッファ４２ｔのセキュリ
ティ・カウント４４ｃに対するＭＳＢｘとして、使用さ
れる。
ュリティ・カウント４４ｃ（一方は受信バッファ４２ｒ
用、もう一方は送信バッファ４２ｔ用）に対する初期値
のＭＳＢｘの設定は、実際には、新たなチャネル４２が
使用しているものと同じセキュリティ・カウント４４ｎ
を使用するその他の確立されたチャネル４２のセキュリ
ティ・カウント４４ｃのＭＳＢｘに従って行われること
に留意されたい。実質的には、エレメント４８ｅの集合
４８を解析する。各エレメント４８ｅは、新たなセキュ
リティ・キー４４ｎを使用するチャネル４２の受信バッ
ファ４２ｒ、または送信バッファ４２ｔのいずれかに対
するセキュリティ・カウント４４ｃである。新たなセキ
ュリティ・キー４４ｎに関連する各々およびすべてのセ
キュリティ・カウント４４ｃは、集合４８内のエレメン
ト４８ｅとして表される。従って、新たなセキュリティ
・キー４４ｎを使用する各チャネル４２は、集合４８に
二つのエレメント４８ｅを与える。次に、この集合４８
における最大のエレメント４８ｅのＭＳＢｘは、新たな
チャネル４２のハイパー・フレーム番号４３ｒ，４３ｔ
によって、抽出、増分され、新たなチャネル４２の受信
バッファ４２ｒ、および送信バッファ４２ｔのセキュリ
ティ・カウント４４ｃに対するＭＳＢｘとして、使用さ
れる。
【００２６】本発明の方法は、セキュリティ・モード再
構成の直後、またはその再構成中に確立される新たなチ
ャネル４２のハイパー・フレーム番号４３ｒ，４３ｔの
判定を行うことができるために特に重要である。当初、
複数のチャネル４２が確立され、それぞれは第１のセキ
ュリティ・キー４４ｋを使用する。しばらく後に、セキ
ュリティ・モード・コマンドが実行され、これが最終的
に、各受信バッファ４２ｒに対する受信作動時間４９
ｒ、および各送信バッファ４２ｔに対する送信作動時間
４９ｔとなる。セキュリティ・モード・コマンドを受信
後、ＰＤＵ４１ｒ，４１ｔのシーケンス番号３５ｒ，３
５ｔがそのそれぞれのバッファ４２ｒ，４２ｔの作動時
間４９ｒ，４９ｔを上回ると、それぞれのハイパー・フ
レーム番号４３ｒ，４３ｔはクリアされてゼロになり、
次に、第２の新たなセキュリティ・キー４４ｎがＰＤＵ
４１ｒ，４１ｔに適用される。一例として、１８から３
５に及ぶシーケンス番号３５ｔを有する送信バッファ４
２ｔにおけるＰＤＵのストリームを考察する。更に、こ
の送信バッファ４２ｔは、１６８のＨＦＮＴ４３ｔ、お
よび３０の作動時間４９ｔを有すると仮定する。１８か
ら２９までのシーケンス番号３５ｔを有するＰＤＵ４１
ｔは、セキュリティ・モード・コマンドを受信後、第１
セキュリティ・キー４４ｋ、および１６８のＨＦＮＴ値
４３ｔによって与えられる最上位ビット（ＭＳＢｓ）を
有するセキュリティ・カウント４４ｃを使用して送信さ
れる。しかしながら、３０から３５のシーケンス番号３
５ｔを有するＰＤＵ４１ｔは、第２セキュリティ・キー
４４ｎ、およびゼロの新たなＨＦＮＴ値４３ｔによって
与えられる最上位ビット（ＭＳＢｓ）を有するセキュリ
ティ・カウント４４ｃを使用して送信される。新たなチ
ャネル４２を確立する際、第２の新たなセキュリティ・
キー４４ｎがこの新たなチャネル４２に割り当てられ
る。次に、第１局４０は，それぞれの作動時間４９ｒ，
４９ｔに到達するか、または超越しており、よって前記
新たなチャネル４２の確立中に、新たなセキュリティ・
キー４４ｎを使用しているあらゆるバッファ４２ｒ，４
２ｔを考慮に入れる。次に、そのようなバッファ４２
ｒ，４２ｔの最大のセキュリティ・カウント４４ｃを前
述の方法で使用し、新たなチャネル４２の用にハイパー
・フレーム番号４３ｒ，４３ｔを生成する。また、４２
ｒ，４２ｔのようなバッファが存在しない場合、新たな
チャネル４２に対するハイパー・フレーム番号４３ｒ，
４３ｔを、単にゼロのようなデフォルト値に設定する。
それぞれの作動時間４９ｒ，４９ｔに到達または超越し
ておらず、よって第１セキュリティ・キー４４ｋを使用
し続けているバッファ４２ｒ，４２ｔに対しては、セキ
ュリティ・カウント値４４ｃは考慮されないことに留意
されたい。このため、本発明は、第２の新たなセキュリ
ティ・キー４４ｎに関連するハイパー・フレーム番号４
３ｒ，４３ｔに値を割り当てる際に、第１セキュリティ
・キー４４ｋに適切に関連するハイパー・フレーム番号
４３ｒ，４３ｔを混乱させることが回避される。このよ
うに、過度に高いハイパー・フレーム番号４３ｒ，４３
ｔを最初に割り当てることに起因して、新たなキー４４
ｎの寿命が著しく縮まることはない。これまで同様、本
発明の方法の上記記載は、新たなチャネル４２の確立開
始時に、第２の新たなキー４４ｎに対応する全てのセキ
ュリティ・カウント値４４ｃを（エレメント４８ｅとし
て）含む集合４８の解析と看做すことができる。この集
合４８における最大値エレメント４８ｅのＭＳＢｘを抽
出、増分し、新たなチャネル４２のｘビットのハイパー
・フレーム番号４３ｒ、４３ｔ用に使用することによ
り、新たなチャネル４２のセキュリティ・カウント４４
ｃの初期値に対し、ＭＳＢｘを与える。
構成の直後、またはその再構成中に確立される新たなチ
ャネル４２のハイパー・フレーム番号４３ｒ，４３ｔの
判定を行うことができるために特に重要である。当初、
複数のチャネル４２が確立され、それぞれは第１のセキ
ュリティ・キー４４ｋを使用する。しばらく後に、セキ
ュリティ・モード・コマンドが実行され、これが最終的
に、各受信バッファ４２ｒに対する受信作動時間４９
ｒ、および各送信バッファ４２ｔに対する送信作動時間
４９ｔとなる。セキュリティ・モード・コマンドを受信
後、ＰＤＵ４１ｒ，４１ｔのシーケンス番号３５ｒ，３
５ｔがそのそれぞれのバッファ４２ｒ，４２ｔの作動時
間４９ｒ，４９ｔを上回ると、それぞれのハイパー・フ
レーム番号４３ｒ，４３ｔはクリアされてゼロになり、
次に、第２の新たなセキュリティ・キー４４ｎがＰＤＵ
４１ｒ，４１ｔに適用される。一例として、１８から３
５に及ぶシーケンス番号３５ｔを有する送信バッファ４
２ｔにおけるＰＤＵのストリームを考察する。更に、こ
の送信バッファ４２ｔは、１６８のＨＦＮＴ４３ｔ、お
よび３０の作動時間４９ｔを有すると仮定する。１８か
ら２９までのシーケンス番号３５ｔを有するＰＤＵ４１
ｔは、セキュリティ・モード・コマンドを受信後、第１
セキュリティ・キー４４ｋ、および１６８のＨＦＮＴ値
４３ｔによって与えられる最上位ビット（ＭＳＢｓ）を
有するセキュリティ・カウント４４ｃを使用して送信さ
れる。しかしながら、３０から３５のシーケンス番号３
５ｔを有するＰＤＵ４１ｔは、第２セキュリティ・キー
４４ｎ、およびゼロの新たなＨＦＮＴ値４３ｔによって
与えられる最上位ビット（ＭＳＢｓ）を有するセキュリ
ティ・カウント４４ｃを使用して送信される。新たなチ
ャネル４２を確立する際、第２の新たなセキュリティ・
キー４４ｎがこの新たなチャネル４２に割り当てられ
る。次に、第１局４０は，それぞれの作動時間４９ｒ，
４９ｔに到達するか、または超越しており、よって前記
新たなチャネル４２の確立中に、新たなセキュリティ・
キー４４ｎを使用しているあらゆるバッファ４２ｒ，４
２ｔを考慮に入れる。次に、そのようなバッファ４２
ｒ，４２ｔの最大のセキュリティ・カウント４４ｃを前
述の方法で使用し、新たなチャネル４２の用にハイパー
・フレーム番号４３ｒ，４３ｔを生成する。また、４２
ｒ，４２ｔのようなバッファが存在しない場合、新たな
チャネル４２に対するハイパー・フレーム番号４３ｒ，
４３ｔを、単にゼロのようなデフォルト値に設定する。
それぞれの作動時間４９ｒ，４９ｔに到達または超越し
ておらず、よって第１セキュリティ・キー４４ｋを使用
し続けているバッファ４２ｒ，４２ｔに対しては、セキ
ュリティ・カウント値４４ｃは考慮されないことに留意
されたい。このため、本発明は、第２の新たなセキュリ
ティ・キー４４ｎに関連するハイパー・フレーム番号４
３ｒ，４３ｔに値を割り当てる際に、第１セキュリティ
・キー４４ｋに適切に関連するハイパー・フレーム番号
４３ｒ，４３ｔを混乱させることが回避される。このよ
うに、過度に高いハイパー・フレーム番号４３ｒ，４３
ｔを最初に割り当てることに起因して、新たなキー４４
ｎの寿命が著しく縮まることはない。これまで同様、本
発明の方法の上記記載は、新たなチャネル４２の確立開
始時に、第２の新たなキー４４ｎに対応する全てのセキ
ュリティ・カウント値４４ｃを（エレメント４８ｅとし
て）含む集合４８の解析と看做すことができる。この集
合４８における最大値エレメント４８ｅのＭＳＢｘを抽
出、増分し、新たなチャネル４２のｘビットのハイパー
・フレーム番号４３ｒ、４３ｔ用に使用することによ
り、新たなチャネル４２のセキュリティ・カウント４４
ｃの初期値に対し、ＭＳＢｘを与える。
【００２７】従来技術とは対照的に、本発明は、第２の
セキュリティ・キーを使用する新たなチャネルに初期の
セキュリティ・カウント値を割り当てる際、第２のセキ
ュリティ・キーに関連するセキュリティ・カウント値を
考慮するだけである。従って、第１セキュリティ・キー
に対応するセキュリティ・カウント値は、新たなチャネ
ルに対する新たなセキュリティ・カウント値の算出に影
響を与えることはなく、第２のセキュリティ・キーの著
しい寿命低下を招くことはない。
セキュリティ・キーを使用する新たなチャネルに初期の
セキュリティ・カウント値を割り当てる際、第２のセキ
ュリティ・キーに関連するセキュリティ・カウント値を
考慮するだけである。従って、第１セキュリティ・キー
に対応するセキュリティ・カウント値は、新たなチャネ
ルに対する新たなセキュリティ・カウント値の算出に影
響を与えることはなく、第２のセキュリティ・キーの著
しい寿命低下を招くことはない。
【００２８】本発明の教示を保持しながら、本装置の多
くの修正物および代替物の作成が可能であることを当業
者は直ちに認めるであろう。即ち、上記の開示は、添付
の特許請求の範囲よってのみ限定されるものとする。
くの修正物および代替物の作成が可能であることを当業
者は直ちに認めるであろう。即ち、上記の開示は、添付
の特許請求の範囲よってのみ限定されるものとする。
【発明の効果】本発明によれば、無線通信セキュリティ
システムにおけるセキュリティキーの短寿命化を防止す
ることが可能となる。
システムにおけるセキュリティキーの短寿命化を防止す
ることが可能となる。
【図１】 従来技術の無線通信システムの簡易ブロック
図。
図。
【図２】 本発明による無線通信システムの簡易ブロッ
ク図。
ク図。
３０…無線通信システム、４０…第１局、４２…チャネ
ル、４４…セキュリティ・エンジン、４４ｃ…セキュリ
ティ・カウント、４４ｋ…キー、４４ｎ…新たなキー、
４４ｘ…クロス・オーバ値、５０…第２局、５２…チャ
ネル、５４…セキュリティ・エンジン、５４ｃ…セキュ
リティ・カウント、５４ｋ…キー、５４ｎ…新たなキー
ル、４４…セキュリティ・エンジン、４４ｃ…セキュリ
ティ・カウント、４４ｋ…キー、４４ｎ…新たなキー、
４４ｘ…クロス・オーバ値、５０…第２局、５２…チャ
ネル、５４…セキュリティ・エンジン、５４ｃ…セキュ
リティ・カウント、５４ｋ…キー、５４ｎ…新たなキー
─────────────────────────────────────────────────────
フロントページの続き
(72)発明者 サム ショウ−シャン ジャン
台湾 タイペイ ペイトウ リ−テ ロー
ド ナンバー 150 フォース フロア
アサステック・コンピューター・インコー
ポレイテッド 内
(72)発明者 リチャード リ−チェ クオ
台湾 タイペイ ペイトウ リ−テ ロー
ド ナンバー 150 フォース フロア
アサステック・コンピューター・インコー
ポレイテッド 内
(72)発明者 チ−フォン ホ
台湾 タイペイ ペイトウ リ−テ ロー
ド ナンバー 150 フォース フロア
アサステック・コンピューター・インコー
ポレイテッド 内
Ｆターム(参考） 5J104 AA01 AA16 EA02 EA18 JA03
NA02 PA01 PA02
5K067 AA32 BB02 BB21 DD17 DD51
EE02 EE12 FF02 HH22 HH24
HH36 KK13 KK15
Claims (9)
- 【請求項１】 無線通信装置において新たなチャネルの
初期セキュリティ・カウント値を算出する方法であっ
て、前記無線通信装置が、 第１セキュリティ・キーと、 第２セキュリティ・キーと、 複数の確立されたチャネルとを備え、それらの確立され
た各チャネルは対応するセキュリティ・カウント値を有
し、かつセキュリティ・キーを利用し、前記確立された
チャネルの少なくとも一つは第１セキュリティ・キーを
利用し、 前記方法が、 前記第２セキュリティ・キーを前記新たなチャネルに割
り当てるステップと、 第１集合を利用して第１の値を得るステップと、前記第
１集合が前記第２キーを利用する確立されたチャネルの
対応するセキュリティ・カウント値からなり、前記第１
の値が前記第１集合における値のｘ最上位ビット（ＭＳ
Ｂｘ）と少なくとも同じ大きさであることと、 前記新たなチャネルに対する前記初期セキュリティ・カ
ウント値のＭＳＢｘを前記第１の値と同等に設定するス
テップとを含み、 前記第１集合が空の場合、前記第１の値を第１の所定の
値に設定する方法。 - 【請求項２】 前記第１所定の値がゼロである請求項１
に記載の方法。 - 【請求項３】 前記第１の値が前記第１集合における最
大値のＭＳＢｘと少なくとも同じ大きさである請求項２
に記載の方法。 - 【請求項４】 前記第１の値が前記第１集合における最
大値のＭＳＢｘより大きい請求項３に記載の方法。 - 【請求項５】 無線通信装置において新たなチャネルに
初期セキュリティ・カウント値を与える方法であって、 少なくとも第１チャネルを確立するステップと、各第１
チャネルが第１セキュリティ・キーを利用し、かつ対応
するセキュリティ・カウント値を有することと、 各第１チャネルの作動時間に従って、各第１チャネルの
利用を前記第１セキュリティ・キーから第２セキュリテ
ィ・キーに変更するために、セキュリティ・モードの再
構成を行うステップと、該ステップにおいて前記第２セ
キュリティ・キーの利用の際に、前記第１チャネルの前
記対応するセキュリティ・カウント値を変更すること
と、 前記第２セキュリティ・キーを利用する第２チャネルの
確立を開始するステップと、 第１集合を利用して第１の値を得るステップと、前記第
１集合は、前記第２キーを利用する確立されたチャネル
の対応するセキュリティ・カウント値からなり、前記第
１の値が前記第１集合における値のｘ最上位ビット（Ｍ
ＳＢｘ）と少なくとも同じ大きさであることと、 前記第２チャネルに対する初期セキュリティ・カウント
値のＭＳＢｘを、前記第１の値と同等に設定するステッ
プとを含み、 前記第１集合が空の場合、前記第１の値を第１所定の値
に設定する方法。 - 【請求項６】 前記第２チャネルの確立を開始するとき
に、前記第１集合が、前記第２セキュリティ・キーを利
用する全ての第１チャネルの対応するセキュリティ・カ
ウント値を含む請求項５に記載の方法。 - 【請求項７】 前記所定の値がゼロである請求項６に記
載の方法。 - 【請求項８】 前記第１の値が前記第１集合における最
大値のＭＳＢｘと少なくとも同じ大きさである請求項５
に記載の方法。 - 【請求項９】 前記第１の値が前記第１集合における最
大値のＭＳＢｘよりも大きい請求項８に記載の方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US09/682,310 US6925183B2 (en) | 2001-08-16 | 2001-08-16 | Preventing shortened lifetimes of security keys in a wireless communications security system |
| US09/682310 | 2001-08-16 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2003152705A true JP2003152705A (ja) | 2003-05-23 |
| JP3826079B2 JP3826079B2 (ja) | 2006-09-27 |
Family
ID=24739129
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2002231218A Expired - Lifetime JP3826079B2 (ja) | 2001-08-16 | 2002-08-08 | 無線通信セキュリティ・システムにおけるセキュリティ・キーの短寿命化を防止するための方法 |
Country Status (7)
| Country | Link |
|---|---|
| US (4) | US6925183B2 (ja) |
| EP (1) | EP1284582B1 (ja) |
| JP (1) | JP3826079B2 (ja) |
| KR (1) | KR100449109B1 (ja) |
| CN (1) | CN1245040C (ja) |
| DE (1) | DE60212525T2 (ja) |
| TW (1) | TW571549B (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2008005508A (ja) * | 2006-06-22 | 2008-01-10 | Asustek Computer Inc | 無線通信システムにおいてセキュリティーシーケンス番号を設定する方法及び装置 |
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| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
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| US6925183B2 (en) * | 2001-08-16 | 2005-08-02 | Asustek Computer Inc. | Preventing shortened lifetimes of security keys in a wireless communications security system |
| US7221764B2 (en) * | 2002-02-14 | 2007-05-22 | Agere Systems Inc. | Security key distribution using key rollover strategies for wireless networks |
| US7227857B2 (en) * | 2002-06-21 | 2007-06-05 | Innovative Sonic Limited | Correction to HFN initialization for RB2 during SRNS relocation |
| KR100479260B1 (ko) * | 2002-10-11 | 2005-03-31 | 한국전자통신연구원 | 무선 데이터의 암호 및 복호 방법과 그 장치 |
| US7724899B2 (en) | 2005-12-07 | 2010-05-25 | Electronics And Telecommunications Research Insitute | Method for controlling security channel in MAC security network and terminal using the same |
| KR100798921B1 (ko) | 2005-12-07 | 2008-01-29 | 한국전자통신연구원 | Ｍａｃ 보안 서비스망에서의 보안 채널 제어 방법 및 이를구현하는 단말 장치 |
| KR100865357B1 (ko) * | 2006-01-04 | 2008-10-24 | 이노베이티브 소닉 리미티드 | 무선 통신 시스템의 이동 사용자 장치에서 무결성 보호구성을 수정하는 방법 및 장치 |
| EP1999883A4 (en) | 2006-03-14 | 2013-03-06 | Divx Llc | FEDERATED DIGITAL RIGHTS MANAGEMENT SYSTEM COMPRISING CONFIDENCE SYSTEMS |
| US8311512B2 (en) | 2007-06-21 | 2012-11-13 | Qualcomm Incorporated | Security activation in wireless communications networks |
| US8997161B2 (en) * | 2008-01-02 | 2015-03-31 | Sonic Ip, Inc. | Application enhancement tracks |
| EP2263395B1 (en) * | 2008-01-17 | 2015-09-09 | Vodafone Group PLC | Improving security in telecommunications systems |
| US8510303B2 (en) | 2009-01-07 | 2013-08-13 | Divx, Llc | Singular, collective and automated creation of a media guide for online content |
| WO2011068668A1 (en) * | 2009-12-04 | 2011-06-09 | Divx, Llc | Elementary bitstream cryptographic material transport systems and methods |
| US8914534B2 (en) | 2011-01-05 | 2014-12-16 | Sonic Ip, Inc. | Systems and methods for adaptive bitrate streaming of media stored in matroska container files using hypertext transfer protocol |
| US9503785B2 (en) | 2011-06-22 | 2016-11-22 | Nagrastar, Llc | Anti-splitter violation conditional key change |
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