JP2005286989A

JP2005286989A - 通信端末及びアドホックネットワーク経路制御方法

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Publication number: JP2005286989A
Application number: JP2004250816A
Authority: JP
Inventors: Junichiro Hagiwara; 淳一郎萩原; Hidenori Aoki; 秀憲青木; Seishi Umeda; 成視梅田
Original assignee: NTT Docomo Inc
Current assignee: NTT Docomo Inc
Priority date: 2004-03-02
Filing date: 2004-08-30
Publication date: 2005-10-13
Also published as: CN1665211A; EP1571790A2; US20050195814A1; US7486651B2; EP1571790A3; CN100350774C

Abstract

【課題】アドホックネットワークにおいて、誤った経路制御情報を信じてしまう危険性を回避し、送受信端末や中継端末のアドレス情報等を可能な限り隠蔽する経路制御方法等を提供すること。
【解決手段】アドホックネットワーク経路の生成が可能な通信端末が、他の通信端末との通信を行う送受信部；アドホックネットワーク経路の生成を要求する経路要求メッセージを発生する経路要求発生部；自己端末のアドレスと受信端末のアドレスを記憶するアドレス記憶部；乱数を発生する乱数発生部；自己端末の証明書を発行する証明書発行部；自己端末のデジタル署名を作成するデジタル署名作成部；アドホックネットワークプロトコルに従って、自己端末のアドレス、受信端末のアドレス、乱数、証明書及びデジタル署名を経路要求メッセージに付加して構成したデータを、送受信部を介して送受信する制御部；から構成される。
【選択図】図４

Description

本発明は、アドホックネットワーク経路制御方法及びそのための通信端末に関し、特に認証やプライバシー保護のための処理を行うアドホックネットワーク経路制御方法及びそのための通信端末に関する。

移動通信需要の急拡大・多様性に伴い、移動通信基地局がカバーする領域の外部にある移動通信端末から移動通信網へ接続することの需要がある。移動通信基地局のカバー領域外にある移動通信端末から基地局への直接的なワンホップ接続が不可能であることから、他の移動通信端末や一時的に設置した簡易中継局を介して基地局にマルチホップ接続するワイヤレスアドホックネットワークを利用する方法が提案されている。すなわち、ワイヤレスアドホックネットワークとは、ユーザの利用する携帯端末や一時的に設置した簡易中継局等によって一時的に構築される無線ネットワークである（図１参照）。各移動通信端末および簡易中継局は、アドホックルーティングプロトコルを内蔵し、これに従って各端末間で自発的な情報の送受信を行い、アドホックネットワークを構成する。アドホックネットワークでは、種々の端末に情報が受信されてしまうことから、セキュリティ、プライバシーを確保することが重要である。

アドホックネットワークの一例として、端末からの経路設定要求が生じた際に経路を生成するDSR(Dynamic Source Routing)方式がある。DSR方式では、送信端末が、受信端末までの経路上の全端末（ノード）のアドレスを知ることにより、その経路を使ってデータを送ることができる。データを中継する端末（ノード）は、転送される経路情報を利用して次の転送先を知ることができるため、中継端末が経路情報を持つ必要がなく、比較的軽い処理で済む。アドホックネットワークを利用することにより、移動通信網の提供する通信エリアの外にある移動通信端末に対しても、セルラー通信サービスやインターネット接続サービス等を提供することが可能となる。このような通信形態において、アドホックネットワークと移動通信網の双方の構成要素として稼働し、アドホックネットワークから移動通信網への通信路の橋渡しを担う通信端末を、関門端末と呼ぶ（図１の１６参照）。ここで、関門端末Ｄは、移動通信網に直接接続している通信端末の別称であるから、任意の通信端末が関門端末Ｄとなることができる。また、関門端末Ｄが移動通信網の提供するエリアの外へと移動した場合、もはや関門端末にはなれず、単なる移動通信端末となる。

アドホックネットワークは、例えば図１に示すように構成される。移動無線通信の例で説明するが、アドホックネットワークは、無線に限られず有線通信においても有用である。移動端末Ｓ（１２）は、アドホック経路制御プロトコルに従って、アドホックネットワークを形成する。図示の例では、移動通信端末Ｓ（１２）が中継端末Ｔ１（１４）及び中継端末Ｔ２（１５）を経由して関門端末Ｄ（１６）に接続されて、アドホックネットワークを構成している。関門端末Ｄ（１６）が基地局Ｂ（１８）のカバーするエリア内にいるので、移動端末Ｓ（１２）は関門端末Ｄ（１６）を経由して基地局Ｂ（１８）に接続してそこからのサービスを受けることができる（特許文献１参照）。

ここで、IETF（The Internet Engineering Task Force, インターネットのよりよいアーキテクチャやスムーズなオペレーションを目的に、インターネットの標準化を中心にボランティア活動を展開している団体）のMANET（Mobile Ad-hoc Networks） WG（作業部会）で検討されているDSR（Dynamic Source Routing）における経路制御の従来例の概要を図２及び図３に示す。

図２及び図３を参照しながら、従来の経路確立の手順を説明する。図２及び図３に示す送信端末Ｓ（Source）は、図１の移動端末Ｓに相当するものとして説明するが、これに限られず、関門端末でも良いし、他の移動端末であっても良い。図２及び図３に示す受信端末Ｄ（Destination）は、図１の関門端末Ｄに相当するものとして説明するが、これに限られず、移動端末であっても良い。図２及び図３に示す中継端末Ｔ（Transmitter）、Ｔ１，Ｔ２は、図１の中継端末１４，１５に相当するものとして説明するが、これに限られない。図３の中継端末Ｔ１、Ｔ２は構成及び機能が同じであるので、図２においては１つの中継端末Ｔが代表して示されている。

送信端末Sが受信端末Dとの通信を開始する際、リクエスト／リプライ発生部２２２が、アドホックネットワーク経路の生成を要求するための制御メッセージであるRREQ（Route REQuest）という信号を発生させ、送受信部２２６がRREQをネットワークへブロードキャスト送信する。送信端末のアドレスADD_Sと受信端末のアドレスADD_Dがアドレス記憶部２２７から読み出され、RREQに付加され、一緒に送信される。アドレスは、例えばIPアドレスであってよい。制御メッセージPREQには、再転送するホップ数を制限する情報を含んでも良い。

制御メッセージRREQを送受信部２４６によって受信した中継端末T１は、アドレス記憶部２４７内に記憶された自分のアドレスADD_T1と受信したアドレスADD_Dとを比較して、自分宛で無いことが分かると、自分のアドレスADD_T1を付加して、RREQをブロードキャストで転送する。

中継端末Ｔ２も端末Ｔ１と同様の転送処理を行う。

制御メッセージRREQを受信した受信端末Dは、アドレス記憶部２６７内に記憶された自分のアドレスとADD_Dを比較して自分宛であることが分かると、RREP（Route REPly）という制御メッセージに中継アドレス情報をコピーしたものを付加して、ユニキャストで送信端末Ｓへと返信する。

RREPを受信した中継端末Ｔ２は、中継アドレスリストに自分のアドレスを発見すると、この信号をユニキャストで転送する。

中継端末Ｔ１も端末Ｔ２と同様の処理を行う。

RREPを受信した送信端末Ｓは、アドレス情報ADD_SとADD_Dの組み合わせから、この信号は自分が以前に送信したRREQに対する応答であることを認識でき、中継経路情報（Ｓ→Ｔ１→Ｔ２→Ｄ）を知ることができる。
特開２００３−２３０１６７号公報

しかしながら、従来技術におけるDSRアドホックネットワークでは、経路制御信号であるRREQやRREPの認証を行っていないため、誤った経路制御情報を信じてしまう危険性があった。また、送受信者情報や中継ノードのアドレス情報等を誰でも読める状態でヘッダに格納するため、第三者が送受信者を特定する事が可能であり、プライバシー上の問題等があった。

そこで、本発明の課題は、アドホックネットワークにおいてRREQとRREPの認証を行うことにより、誤った経路制御情報を信じてしまう危険性を回避できるような経路制御方法等を提供することである。

また、送受信端末や中継端末のアドレス情報等を可能な限り隠蔽することにより、第三者に対する送受信端末のプライバシーを向上できるような経路制御方法等を提供することである。

上記の課題を達成するための本発明の一特徴に従った、アドホックネットワーク経路の生成が可能であり、他の通信端末との通信を行う送受信部とアドホックネットワーク経路の生成を要求する経路要求メッセージを発生する経路要求発生部とを有する通信端末は、自己端末のアドレスと受信端末のアドレスを記憶するアドレス記憶部；乱数を発生する乱数発生部；自己端末の証明書を発行する証明書発行部；自己端末のデジタル署名を作成するデジタル署名作成部；アドホックネットワークプロトコルに従って、自己端末のアドレス、受信端末のアドレス、乱数、証明書及びデジタル署名を経路要求メッセージに付加して構成したデータを、送受信部を介して送受信する制御部；から構成される。

このような移動通信端末はさらに、秘密鍵を作成して、データの少なくとも一部を暗号化する秘密鍵処理部；及び受信した被暗号化データを復号する演算部を有しても良い。

上記の課題を達成するための本発明の一特徴に従った、複数の通信端末間にアドホックネットワークを生成するためのアドホック経路制御方法は、送信端末において、アドホック経路要求信号に送信端末アドレス、受信端末アドレス及び送信端末デジタル署名を付加して構成したデータをブロードキャスト送信する段階；中継端末において、送信端末から送信された送信端末デジタル署名を認証し、アドホック経路要求信号に中継端末アドレス及び中継端末デジタル署名を付加してブロードキャスト転送する段階；受信端末において、中継端末デジタル署名及び送信端末デジタル署名を認証する段階；及び受信端末において、受信したデータに受信端末デジタル署名を付加して構成したアドホック経路応答信号を送信端末に宛てて送信する段階；から構成される。

本発明の実施例に従えば、RREQとRREPの認証を行うことで、誤った経路制御情報を信じてしまう危険性を回避することができる。また、送受信端末や中継端末のアドレス情報等を可能な限り隠蔽することにより、第三者に対する送受信端末のプライバシー保護を向上させることができる。

以下、図面を参照しながら本発明の各実施例について説明する。先ず、本発明の各実施例についての前提を述べる。

・何らかの手段によって、全ノード（端末）がルートCA（Certificate Authority, 認証局）の証明書を保持しており、自分の証明書を発行でき、秘密鍵を作成可能である。

・何らかの手段によって、通信開始前に通信相手のアドレスと証明書を知ることができる。

図４及び図５を参照しながら、本発明の実施例１を説明する。本発明の実施例に従った移動端末４００は、リクエスト／リプライ発生部４２２，制御部４２４，送受信部４２６，アドレス記憶部４２７，アドレス比較部４２８，乱数発生部４３０，証明書発行部４４０，デジタル署名作成部４５０，秘密鍵処理部４６０、演算部４７０及び検証部４８０を有している。この構成は、送信端末に限られず、中継端末や受信端末も同様な構成を有する。本発明は、移動無線通信に限られず、有線通信に対しても適用可能である。

リクエスト／リプライ発生部４２２で発生された経路要求制御メッセージRREQを、送受信部４２６がネットワークへブロードキャスト送信する。

実施例１においては、図５に示されているように、RREQでは、各ホップ間（すなわち、送信端末Ｓ→中継端末Ｔ１→中継端末Ｔ２→受信端末Ｄの間）に認証を適用し、RREPでは、エンド間（すなわち、受信端末Ｄ→送信端末Ｓの間）のみに認証を適用している。図５のうち図３と異なる部分は、網掛けして示している。図５に示すNonceは、乱数発生部４３０にて発生された乱数を意味する。Cert_Xは、証明書発行部が発行する端末Xの証明書を意味する。Sig_Xは、端末Xによるデジタル署名であり、デジタル署名作成部により作成される。

従来例のDSRにおいては、RREQ，RREPの認証を行っていないが、本実施例においては、これらの信号の認証を行うものである。RREQで中継ノード毎の認証を行うので、返信のRREPではエンド間の認証で十分であると考えられる。

以下に各端末の動作につき説明する。先ず送信端末Ｓの乱数発生部４３０が、乱数Nonceを決定する。証明書発行部４４０が、Cert_Sを発行する。制御部４２４が、制御メッセージRREQにNonceと自身の証明書Cert_Sを付加する。乱数Nonceを付加するのは、ネットワークを再送攻撃から守るためである。また、受信端末は送信端末の情報を必ずしも知るわけではないため、RREQに送信端末自身の証明書を付加しておく。Nonceと証明書Cert_Sを付加した信号RREQの全フィールドを対象として、デジタル署名作成部４５０が、自身のデジタル署名Sig_Sを作成する。Nonce，Cert_S及びSig_Sが付加された信号RREQを、送受信部４２６がブロードキャストでネットワークに送信する。

信号RREQを受信した中継端末Ｔ１の検証部４８０が、公知の方法で、受信した信号RREQに含まれるNonceの検証を行う。もし、Nonceが、以前受信したNonceの値と同じ場合には、今回のRREQが再送信であると認識して破棄する。Nonceが初めて受信する値である場合には、検証部４８０が、付加されている証明書Cert_Sを用いて、送信端末のデジタル署名Sig_Sを公知の方法で検証する。検証の結果、問題が無ければ、ADD_Dと自分のアドレスとを比較して自分宛で無いことを確認する。次に、受信した信号に中継端末Ｔ１自身のアドレスADD_T1と証明書Cert_T1とを付加し、付加した信号全体に対して中継端末Ｔ１自身のデジタル署名Sig_T1を作成する。ADD_T1，Cert_T1，Sig_Tlを付加したRREQをネットワークへブロードキャストで転送する。

中継端末Ｔ２も中継端末Ｔ１と同様の処理を行う。ただし、付加されている証明書Cert_T1を用いて、中継端末Ｔ１のデジタル署名Sig_T1を検証し、中継端末Ｔ１から受信したRREQ信号にADD_T2，Cert_T2，Sig_T2を付加してネットワークへブロードキャストで転送する。

中継端末Ｔ２からのRREQ信号を受信した受信端末Dの検証部４８０は、Nonceの検証を行う。もし、Nonceが、以前受信したNonceの値と同じ場合には、今回のRREQが再送信であると認識して破棄する。Nonceが初めて受信する値である場合には、付加されている証明書Cert_T2を用いて、中継端末のデジタル署名Sig_T2を検証する。ADD_Dと自分のアドレスとを比較して自分宛であることを認識する。付加されている証明書Cert_T1を用いて、中継端末のデジタル署名Sig_T1を検証する。付加されている証明書Cert_Sを用いて、送信端末のデジタル署名Sig_Sを検証する。これらの処理の順番は、変更しても良い。

受信端末Ｄのリクエスト／リプライ発生部により発生した応答制御メッセージRREPに対して、RREQの内容のコピーを付加する。RREQの内容のコピーを付加したRREP信号の全フィールドを対象として、受信端末Ｄのデジタル署名Sig_Dを作成する。Sig_Dを付加したRREPをユニキャストで送信端末Ｓ宛に送信する。

受信端末ＤからのRREP信号を受信した中継端末Ｔ２は、Nonceの検証を行う。中継アドレスリストに自分のアドレスADD_T2を発見できるため、この信号をそのままユニキャストで転送する。

中継端末Ｔ１も中継端末Ｔ２と同様の処理を行う。

中継端末Ｔ１経由でRREP信号を受信した送信端末Ｓの検証部４８０は、先ずNonceの検証を行った後、以下の処理を行う。中継アドレスリストに自分のアドレスADD_Sを発見できないため、自分宛のRREPであるかどうかを検証する。ADD_S，ADD_D，Nonce、Cert_S，Sig_Sの組み合わせから、自分が以前に送信したRREQに対する応答であることを認識する。Sig_Dを検証する。中継経路毎のSigを検証する。すなわち、RREPをRREQに置きかえてSig_Dを除去する。Sig_T2を検証した後、ADD_T2，Cert_T2，Sig_T2を除去する。Sig_T1を検証した後、ADD_T1，Cert_T1，Sig_T1を除去する。中継経路情報（S→T１→T２→D）を確定する。

図６乃至図１０を参照しながら、本発明の実施例２について説明する。図６は、図５と同様な図であるが、第三者に露呈されるＳとＤに関する情報を網掛けで示している。図６に示されるように、実施例１においては、プライバシーを保護できないという問題点がある。例えば、利用ユーザが限定される地域では、証明書の総当たりで、Cert_Sが、ひいては送信端末Ｓが判明してしまう危険性がある。

そこで、プライバシー保護向上のために、図６の網掛けフィールドをSとDにしか分からないように暗号化して隠蔽する実施例を説明する。基本的な暗号方式である共通鍵暗号方式は、送信端末Ｓが平文データを共通鍵を用いて暗号化し、暗号化したデータを送信し、それを受信した受信端末Ｄが同じ共通鍵を用いて復号化する方式である。暗号化と復号化が逆方向の同じ処理であるところから、「対称アルゴリズム」とも呼ばれる。暗号化と復号化に同じ鍵を使うことから、高速な処理が可能となる。しかし、第三者に「共通鍵」が漏れてしまうと、その後の暗号を全て解読されてしまう危険性が高くなるという不利点がある。

図７に示す例では、送信端末ＳのアドレスADD_Sとして一時アドレスを適用し、その他には公開鍵暗号化を純粋に適用した方法を説明する。公開鍵暗号方式又は非対称アルゴリズムとは、暗号化に使用する鍵と復号化に使用する鍵として、それぞれ違う鍵を用いる方式である。相手に公開した片方の鍵を「公開鍵」と呼ぶ。受信端末が「秘密鍵」と「公開鍵」をペアで作成する。「公開鍵」の方は公開し、「秘密鍵」は受信端末で保管しておく。送信端末は、受信端末の公開鍵を入手し、その鍵を用いて平文データの暗号化を行い、被暗号化データを送信する。被暗号化データを受信した受信端末は、保管しておいた秘密鍵を用いて被暗号化データを復号化する。

ここで、E_X［y］とはXの公開鍵を用いて平文yを暗号化することを意味している。図７に示す送信端末Ｓにおいて、受信端末ＤのアドレスADD_D、送信端末Ｓの証明書Cert_S及びデジタル署名Sig_Sを、受信端末Dの公開鍵で暗号化（E_D［ADD_D］, E_D［Cert_S］, E_D［Sig_S］）する。これらの被暗号化データを受信した受信端末Ｄは、保管しておいた秘密鍵を用いて復号化する。返信する際には、自己のデジタル署名Sig_Dを、送信端末Ｓの公開鍵で暗号化（E_S［Sig_D］）する。しかし、この方法には以下の問題がある。

１．公開鍵暗号のアルゴリズムによっては（オリジナルのRSA等）、同じ平文に対する暗号結果は常に同じ値になるため、ADD_Dは不明だがE_D［ADD_D］という“新しい”アドレスが常に露呈され、追跡される危険性が存在する。

２．一時アドレスに対しても、同じような危険性が存在する。

従って、同じ値を暗号化するとしても、毎回異なる結果が得られるようにした方が、よりプライバシーの漏洩に対する強い対策ができあがる。

この問題に対する実施例として、図８に示すようなハイブリッド暗号を適用した実施例２を説明する。ハイブリッド暗号方式によれば、送受信端末で以下のような処理を行う。予め、送受信端末Ｓ，Ｄ双方が共通鍵を共有している。受信端末Ｄが「秘密鍵」と「公開鍵」をペアで作成する。「公開鍵」の方は公開し、「秘密鍵」は受信端末Ｄで保管しておく。送信端末Ｓは、受信端末Ｄの公開鍵を入手し、その公開鍵を用いて共通鍵を暗号化して受信端末Ｄに送る。送信端末Ｓが、暗号化した共通鍵を用いて、平文データの対称鍵暗号化を行い、被暗号化データを送信する。公開鍵で暗号化された共通鍵と被暗号化データとを受信した受信端末Ｄは、保管しておいた秘密鍵を用いて被暗号化共通鍵を復号化する。その復号化された共通鍵を用いて、被暗号化データを復元する。平文データ自体は、速度の速い共通暗号化方式で暗号化／復号化を行うため、高速の処理速度が得られる。秘密性を高めるために、上記の共通鍵をセッション毎に変更することも可能である。その場合には、送信端末Ｓが、セッション毎に使い捨ての共通鍵（Session Keyと呼ぶ）を用いてデータの対称鍵暗号化を行い、Session Keyを公開鍵で暗号化して受信端末Ｄに通知する。

図８に示す実施例においては、送信端末アドレスADD_Sには一時アドレスを適用し、その他にはハイブリッド暗号を適用する。以下に、図３とは異なる処理を中心に説明する。

送信端末Ｓの乱数発生部４３０（図４参照）が、送信端末の一時アドレスADD_Sをランダムに決定する。乱数発生部４３０がさらにセッションキー（Session Key）をランダムに決定し、秘密鍵処理部４６０が受信端末Ｄの公開鍵で暗号化して、E_D［Session Key］を作成する。E_D［Session Key］はNonceの意味も兼ねることができるため、図３におけるNonceを削除し、代わりにE_D［Session Key］をその位置に置きかえる。秘密鍵処理部４６０が、Session Keyを用いて対称鍵暗号の出力（疑似乱数系列）を得る。演算部４７０が、送信端末一時アドレスADD_S，受信端末アドレスADD_D，送信端末の証明書Cert_S及びデジタル署名Sig_S（全てのフィールドを対象とした署名）と上記疑似乱数系列との排他的論理和を計算する。送受信部４２６が、全体をRREQとしてブロードキャスト送信する。

RREQを受信した中継端末T１は、特定の長さを有するRREQはSからのRREQであると想定してSig_Sの検証は行わず（この問題に対する対処は、後述する。）、図３と同様な処理をして転送する。中継端末も同様な処理をして、転送する。

中継端末Ｔ２からRREQを受信した受信端末Dは以下の処理を行う。

受信した被暗号化共通鍵E_D［Session Key］を自分の秘密鍵を用いて復号化して、共通鍵（Session Key）を得る。復号の結果得られたSession Keyを用いて、対称鍵暗号の出力（疑似乱数系列）を得る。得られた疑似乱数系列と秘匿されているフィールドとの排他的論理和を取ることによって、データを復元することができる。

返信の際には、受信端末Dの乱数発生部で新たに作成した疑似乱数系列（受信時の乱数系列とは異なる）を用いて再暗号化する。すなわち、新しい疑似乱数系列とADD_S，ADD_D，Cert_S，Sig_S，SigDとの排他的論理和を取る。従ってRREPのADD_S，ADD_D，Cert_S，Sig_Sには、SとDの乱数系列のマスクがそれぞれ施されていることになる。

中継端末Ｔ１，Ｔ２を経由して転送されたRREPを受信したSは以下の処理を行う。

自分宛のRREPであるかどうかを検証する際に、受信端末Dが設定した疑似乱数系列を外す。これまで、対称鍵暗号の利用モードについては特に言及しなかったが、疑似乱数系列を出力するには、CTRモードでの利用が一般的である。

図９にはCTRモードの概要を示している。Initialization Vector（以下IVと言う）は、送受信者間で秘密裏に共有できることが望ましい。カウンタ（以下ctと言う）は、送受信者間で同期する必要があり、同期外れの影響を減らすためには生値をパケットに付加して伝送することが望ましい。

図１０は、図８において対称鍵暗号の利用モードにCTRモードを想定した例である。図５と異なる処理を中心に以下に説明する。

IVはSession Keyと連接して（以下”｜｜”の記号で表示する）送信することとし、Seed＝Session Key ｜｜ Ivとする。ctは、送信端末Sと受信端末Dで独立に選べるようにし（各々ct_S，ct_Dとする）、パケットの先頭にこのフィールドを付加する。なおctがインクリメンタルに連続するとパケットの順序が第三者に漏れるため、送信者はランダムな値を割り当てることとする。またctはNonceの意味合いも含むため、今までED［Session Key］をNonceとして捉えていたが、以下ではctがNonceの役割を果たすものとする。

図１１及び１２を参照しながら、本発明の実施例３について説明する。図１１は、図１０と同様な図であるが、第三者に露呈される中継端末（ノード）に関する情報を網掛けで示している。中継情報の必要性について改めて考えると、送信端末Sと受信端末DはSource Routingを行うため全ての中継端末の情報を知る必要があるが、中継端末自体は以下の判断ができれば十分である。

１．RREQに対しては、自分宛であるかの確認、直前の中継端末からの情報の正当性。

２．RREPに対しては、転送アドレスリストに自分が含まれるかどうか。

従って不必要な情報の露呈は攻撃の材料となる危険性があるため、中継端末の情報に関しても可能な限り、送信端末Sと受信端末Dにしか分からないように隠蔽するのが望ましい。そこで、以下ではプライバシーの向上のために、図１１の網掛けフィールドをSとDにしか分からないように隠蔽する例について説明する。

図１２は、図１１の網掛けフィールドを隠蔽するために、RREQでは一時公開鍵を適用し、RREPでは対称鍵暗号の対象を拡大した例を示す。図８，図１０と異なる処理を中心に以下に説明する。

送信端末Sの乱数発生部４３０が、RREQの送信に当たり、一時公開鍵（Ｋ＋）と一時秘密鍵（Ｋ−）のペアをランダムに決定する。一時公開鍵Ｋ＋と一時秘密鍵Ｋ−とをRREQに追加して送信するが、一時秘密鍵Ｋ−のみ疑似乱数系列の排他的論理和の対象とする。

RREQを受信した中継端末T２が、自分より以前の中継端末の情報（この場合ADD_Tl，Cert_T1，Sig_T1）をＫ＋を用いて累積暗号化する。累積暗号化することによって、悪意のある中継端末が自分より以前の中継端末情報を逆順序で省略していった場合でも、受信端末Dで検出不可能となることを避けることができる。

RREQを受信した受信端末Dは、以下の処理を行う。

中継経路毎のSigを検証する。Sig_T2を検証した後、ADD_T2，Cert_T2，Sig_T2を除去する。中継端末の情報全体を一時秘密鍵Ｋ−を用いて復号する。Sig_T1を検証する。ADD_T1，Cert_T1，Sig_T1を除去する。Sig_Sを検証する。

一般的には、次の一連の処理を中継端末情報全体の長さから推測される中継回数だけ繰り返すことになる。すなわち、一時秘密鍵Ｋ−で復号、最外側のSigの検証及び最外側の付加情報の除去の一連の処理である。

受信端末Ｄが返信する際に、RREQからコピーした全ての情報に対して、受信端末Dで新たに作成した疑似乱数系列（受信時の乱数系列とは異なる）との排他的論理和を取って再暗号化し、RREPを作成する。マスクパタンの対象領域が拡大され、Ｋ−，Ｋ＋，E_D［Seed］，ADD_T1，Cert_T1，Sig_T1，ADD_T2，Cert_T2，Sig_T2にもマスクパタンが掛かることになる。

RREQからコピーした全ての情報にマスクパタンが掛けられているので、ADD_T1とADD_T2は隠蔽されており、中継端末において識別不可能となる。そこで、ADD_T1とADD_T2の生値を新設された中継アドレスリストフィールドに格納する。

RREP信号を受信した送信端末Sは、以下の処理を行う。

受信した被暗号化共通鍵E_D［Seed］を復号化して、検証する。中継アドレスリストに自分のアドレスADD_Sを発見できないため、乱数系列を外す。ADD_S，ADD_D，Seed、Cert_S，Sig_Sの組み合わせから、自分が以前に送信したRREQに対する応答であることを認識する。Sig_Dを検証する。中継経路毎のSigを検証する。すなわち、RREPをRREQに置きかえてSig_Dを除去する。Sig_T2を検証した後、ADD_T2，Cert_T2，Sig_T2を除去する。Sig_T1を検証した後、ADD_T1，Cert_T1，Sig_T1を除去する。中継経路情報（S→T１→T２→D）を確定する。

図１３及び図１４を参照しながら、本発明の実施例４について説明する。図１３は、図１２と同様な図であるが、第三者に露呈される中継端末（ノード）に関する情報を網掛けで示している。中継端末のアドレスに関しても可能な限り、送信端末Sと受信端末Dと中継端末自身にしか分からないように隠蔽することが望ましい。そこで、プライバシーの向上のために、図１３の網掛けフィールドを送信端末Sと受信端末Dと中継端末自身にしか分からないように隠蔽する実施例を説明する。

簡単な対処としては、ADD_T1，ADD_T2を一時アドレスにする方法があるが、この方法だけでは複数のパケットを通じてしばらく同じ中継アドレスが適用されてしまうため、パケットの関連性が露呈する危険性が存在する。従って、パケット毎に異なる一時アドレスが適用される方が、よりプライバシーの漏洩に強い仕組みができあがる。この問題に対処するために、一時公開鍵とハッシュ関数の活用を考える。

図１４は図１３の網掛けフィールドを隠蔽するために、RREQでは乱数を一時公開鍵で暗号化し、RREPでは乱数にハッシュ関数を適用した例である。図９とは異なる処理を中心に以下に説明する。なお、rand_Xとは端末Xで決定した乱数、h（y）とはyのハッシュ値を意味している。ハッシュ関数とは、ドキュメントや数字などの文字列の羅列から一定長のデータに要約するためのある関数・手順のことをいう。関数を通して出力される値は、「ハッシュ値」と呼ばれる。“SHA-1”と“MD5”というハッシュ関数が代表的で、いずれも1方向関数であるため、生成データから原文を推定することは不可能である。通信回線を通じてデータを送受信する際に、経路の両端でデータのハッシュ値を求めて両者を比較すれば、データが通信途中で改ざんされていないかを調べることができる。

RREQを受信した中継端末Ｔ１は、自己のアドレスADD_T1の代わりにE_K+［rand_T1］を設定する。

T２もT１と同様の処理を行う。

RREQを受信したDは、rand_T1，rand_T2を取得し、ADD_T1，ADD_T2の生値の代わりに、h（rand_T1｜｜ct_D），h（rand_T2｜｜ct_D）を適用する。

RREPを受信したＴ２は、自分のアドレスをh（rand_T2｜｜ct_D）として認識する。

T１もT２と同様の処理を行う。

RREPを受信した送信端末Sは以下の処理を行う。

中継アドレスリストで自分のアドレスを発見する際、h（rand_S｜｜ct_D）を検査する。rand_T1，rand_T2を取得する。

図１４乃至図１６を参照しながら、本発明の実施例５について説明する。

図１４を参照すると、RREQのパケット長やRREPの中継アドレスリストから、送信端末Sと受信端末Dに関する情報が以下のように漏れる危険性が高いことが分かる。

・RREQ：パケット長から、中継端末T１が受信端末Sの隣にいることが分かる。

・RREP：中継端末T１と中継端末T２が結託（共謀）すれば、中継アドレスリストから、受信端末Dは中継端末Ｔ２の隣（SはＴ１の隣）であることが分かる。そこで、ダミー情報（乱数）を活用して送信端末S及び受信端末Dに中継端末であるかのように振る舞わせることにより、送信端末Sと受信端末Dの情報を可能な限り隠蔽する例を説明する。

図１５は、送信端末SからのRREQ信号及び受信端末DからのRREP信号の各々に、ダミー情報を付与して、両端末があたかも中継端末であるかのように振る舞わせたものである。前述の例とは異なる処理を中心に以下に説明する。送信端末Sは、RREQ信号中にダミーの中継端末情報（図１５では１中継分を意味するDummy1，Dummy2）を付与する。ダミー情報が存在するために、送信端末Ｓの情報が露呈していても、第三者から見て、発信端末と中継端末との区別がつかない。

RREQ信号を受信した中継端末Ｔ１は、Sig_Sの検証を行う。直前上記の例ではSig_Sの検証ができなかったので、特定の長さのRREQはSからのRREQであると想定してSig_Sの検証は行わなかった。本実施例では、Sが中継端末のふりをするため証明書Cert_Sを明かせるようになり、認証が可能になった。

RREQを受信したDは以下の処理を行う。

一時秘密鍵Ｋ−を用いて復号化し、中継経路毎のSigを再外側から順番に検証していき、Cert_Sが出現するまで検証処理を繰り返す。直前上記の例では中継ノード情報全体の長さから推測される中継回数だけ処理を繰り返していたが、本実施例では、Sが中継端末のふりをするため、その方法は適用できない。

受信端末Ｄにおいて、RREP信号の中継アドレスリストに、ダミーアドレス（図１５では２つ分のDummyADD1， DummyADD2）を付加し、疑似乱数系列との排他的論理和を取る。

RREP信号を受信した送信端末Ｓは、中継経路毎のSigの検証を送信端末Dと同様に行う。

ここで、図１５を良く見ると、RREP信号のパケット長さから、中継段数に関する情報が漏れる危険性があることが分かる。そもそもRREP信号の内容は送信端末Ｓ及び受信端末Ｄだけが認識できれば十分であり、第三者が識別をする必要はない。そこで、RREP信号の素性を可能な限り隠蔽する例について以下に説明する。

図１６は、RREPの素性を可能な限り隠蔽した例である。前述の例と異なる処理を中心に以下に説明する。

受信端末Dは、RREP信号の作成にあたり、以下の処理を行う。

RREPの代わりに、送信端末ＳのみがRREPかDataかを判別できる第２の識別フィールド（RREP／Data）を追加する。ダミー情報（乱数）のパディングを追加する（図１６におけるDummy Padding）。Lengthフィールドを追加して、Dummy Paddingを除く長さを設定する。第２の識別フィールド、Dummy Padding、Lengthの３つには、受信端末Dが設定したマスクパタンをかける。

RREP／Dataを受信した送信端末Ｓは、受信端末Dが設定したマスクパタンを外した後に、以下の処理を行う。

１．第２の識別フィールドからRREPであることを認識する。

２．Lengthフィールドを考慮して、Dummy Paddingを除去する。

図１７に本発明の実施例６を示す。図１７に示す実施例６は、上記実施例を全て含んだ態様の例である。従って、説明を省略する。

次に、仮にＴ２が悪意のある中継端末であるとすると、中継端末Ｔ２が中継端末Ｔ１の情報を故意に破棄してしまうことがあり得る。そこで、そのような悪事に対処するための例について以下に説明する。

図１７を参照して説明する。中継端末Ｔ１の情報とその直前の端末Dummy2の情報とに不可分な関連を持たせることで、中継端末Ｔ１の情報が破棄されたことを見破る仕組みを考える。

図１８に示すように、中継端末Ｔ１において、その直前の端末であるDummy2の情報に対して、中継端末T１の情報に基づくＫ_T1 = h（rand_T1, Cert_T1）を鍵とするブロック暗号による暗号化を施す。rand_T1とは端末Ｔ１で決定した乱数、Cert_T1は、証明書発行部が発行する端末Ｔ１の証明書であり、h（y）とはyのハッシュ値を意味している。

中継端末Ｔ２においても、その直前の端末であるＴ１の情報に対して、中継端末T2の情報に基づくＫ_T2 = h（rand_T2, Cert_T2）を鍵とするブロック暗号による暗号化を施す。従って、この暗号化を復元するには、受信端末Dは、正しい中継端末情報を知る必要がある。

Dummyを用いた場合を例にとり本実施例を説明したが、本実施例に係る発明は実存する中継端末に関しても応用可能であり、それ以外の多種多様な構成に対しても応用可能である。直前の端末情報に限らず上流の任意の端末情報を暗号化しても良い。

上記のような構成を備えることによって、もし悪意のある中継端末が上流の中継端末の情報を故意に破棄したとしても、受信端末Ｄにおいて、破棄された中継端末直前の端末の情報が正しく復号されないことになる。こうして受信端末Ｄは、この偽造経路を見破ることができる。

このように、本実施例によれば、中継端末による処理負荷をそれほど大きくすることなく、悪意の中継端末による中継端末情報の偽造を防止することができ、偽造不可能なように経路情報を隠蔽可能であり、第三者に対する送受信者のプライバシーが向上される。

本発明に従った、通信端末及びアドホックネットワーク経路制御方法は、秘匿が要求される無線又は有線通信分野において利用することができる。

従来のアドホックネットワークの概略を示す概念図である。従来のアドホックネットワーク構築可能な移動端末の概略ブロック図である。従来のアドホックネットワーク構築のための経路制御信号のデータを示すチャートである。本発明の実施例に従った移動端末のブロック図である。実施例１に従った、アドホックネットワーク構築のための経路制御信号のデータを示すチャートである。実施例２を説明するための経路制御信号のデータを示すチャートであり、第三者への送受信端末の露呈が示されている。実施例２に従った、アドホックネットワーク構築のための経路制御信号のデータを示すチャートであり、ADDSに一時アドレスを使用している。実施例２に従った、アドホックネットワーク構築のための経路制御信号のデータを示すチャートであり、ハイブリッド暗号を使用している。実施例２に従った、ＣＴＲモードの概要を示す概念図である。実施例２に従った、アドホックネットワーク構築のための経路制御信号のデータを示すチャートであり、ＣＴＲモードを使用している。実施例３を説明するための経路制御信号のデータを示すチャートであり、第三者への中継情報の露呈が示されている。実施例３に従った、アドホックネットワーク構築のための経路制御信号のデータを示すチャートであり、一時公開鍵を使用している。実施例４を説明するための経路制御信号のデータを示すチャートであり、第三者への中継端末アドレスの露呈が示されている。実施例４に従った、アドホックネットワーク構築のための経路制御信号のデータを示すチャートであり、ハッシュ関数の利用を示している。実施例５に従った、アドホックネットワーク構築のための経路制御信号のデータを示すチャートであり、ダミー情報が付加されている。実施例５に従った、アドホックネットワーク構築のための経路制御信号のデータを示すチャートであり、RREPの素性を可能な限り隠蔽した例である。各実施例の全て含んだ、アドホックネットワーク構築のための経路制御信号のデータを示すチャートである。実施例７に従った、アドホックネットワーク構築のための経路制御信号のデータを示すチャートであり、中継端末の破棄を防止する例である。

符号の説明

４００移動端末
４２２リクエスト／リプライ発生部
４２４制御部
４２６送受信部
４２７アドレス記憶部
４２８アドレス比較部
４３０乱数発生部
４４０証明書発行部
４５０デジタル署名作成部
４６０秘密鍵処理部
４７０演算部
４８０検証部

Claims

アドホックネットワーク経路の生成が可能であり、他の通信端末との通信を行う送受信部とアドホックネットワーク経路の生成を要求する経路要求メッセージを発生する経路要求発生部とを有する通信端末であって：
自己端末のアドレスと受信端末のアドレスを記憶するアドレス記憶部；
乱数を発生する乱数発生部；
自己端末の証明書を発行する証明書発行部；
自己端末のデジタル署名を作成するデジタル署名作成部；
アドホックネットワークプロトコルに従って、自己端末のアドレス、受信端末のアドレス、前記の乱数、証明書及びデジタル署名を前記経路要求メッセージに付加して構成したデータを、前記送受信部を介して送受信する制御部；
から構成される通信端末。
請求項１記載の通信端末であってさらに：
秘密鍵を作成して、前記データの少なくとも一部を暗号化する秘密鍵処理部；及び
受信した被暗号化データを復号する演算部；
から構成される通信端末。
複数の通信端末間にアドホックネットワークを生成するためのアドホック経路制御方法であって：
送信端末において、アドホック経路要求信号に送信端末アドレス、受信端末アドレス及び送信端末デジタル署名を付加して構成したデータをブロードキャスト送信する段階；
中継端末において、送信端末から送信された送信端末デジタル署名を認証し、前記アドホック経路要求信号に中継端末アドレス及び中継端末デジタル署名を付加してブロードキャスト転送する段階；
受信端末において、前記中継端末デジタル署名及び前記送信端末デジタル署名を認証する段階；及び
前記受信端末において、受信した前記データに受信端末デジタル署名を付加して構成したアドホック経路応答信号を前記送信端末に宛てて送信する段階；
から構成されるアドホック経路制御方法。
複数の通信端末間にアドホックネットワークを生成するためのアドホック経路制御方法であって：
送信端末において、アドホック経路要求信号に送信端末アドレス及び受信端末アドレスを付加して構成したデータの少なくとも一部に受信端末の公開鍵を用いて暗号化を行い、前記データをブロードキャスト送信する段階；
中継端末において、前記アドホック経路要求信号に中継端末アドレスを付加してブロードキャスト転送する段階；
受信端末において、受信した前記データを付加したアドホック経路応答信号を前記送信端末に宛てて送信する段階；
から構成されるアドホック経路制御方法。
請求項３に記載のアドホック経路制御方法であって、前記の受信端末における認証段階において、前記受信端末が、受信した前記データを自己の秘密鍵を用いて復号化する段階をさらに有することを特徴とするアドホック経路制御方法。
請求項４に記載のアドホック経路制御方法であって、前記の送信端末における暗号化段階において、前記送信端末がセッションキーを決定し、そのセッションキーを用いたハイブリッド暗号化を行う段階を有する、ことを特徴とするアドホック経路制御方法。
上記請求項の何れかに記載のアドホック経路制御方法であって、前記の中継端末アドレスを隠蔽する段階をさらに有することを特徴とするアドホック経路制御方法。
請求項７に記載のアドホック経路制御方法であって、前記の中継端末アドレスを隠蔽する段階が、中継端末の情報の一部を利用して上流の中継端末の情報を隠蔽する段階から成ることを特徴とするアドホック経路制御方法。
上記請求項の何れかに記載のアドホック経路制御方法であって、前記データ中にダミーアドレスを挿入する段階をさらに有することを特徴とするアドホック経路制御方法。
上記請求項の何れかに記載のアドホック経路制御方法であって、前記データ中にダミーパディングを挿入する段階をさらに有することを特徴とするアドホック経路制御方法。
請求項１又は２に記載の通信端末を送信端末として含み、さらに、中継端末及び受信端末を含むアドホックネットワークシステム。