JP2006217100A - 復号処理システム及びその方法並びにそれを用いた移動通信システム - Google Patents
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Abstract
【課題】 3GPP移動体通信システムにおけるRNCのRLCプロトコルレイヤにおいて、非確認型データ転送モード(UM)の場合に、HFNの同期が外れた場合にも、プロトコル内部で自律的に同期回復を可能とする。
【解決手段】 復号対象となっているRLC PDUのヘッダの一部であるLI(Length Indicator)に着目し、復号されたLIの正常性を確認し(ステップ22)、LIの値が異常な場合には、HFNを所定数だけインクリメントやデクリメントしたHFNの候補を生成し(ステップ23)、これらの各候補を用いて再度復号処理を実施する。そして、これら復号結果において、LIが正常となる場合のHFNを正しい値であると決定することにより(ステップ24,25)、HFN同期処理を行う。これにより、HFNの同期が外れる可能性を低減させることができる。
【選択図】 図1
【解決手段】 復号対象となっているRLC PDUのヘッダの一部であるLI(Length Indicator)に着目し、復号されたLIの正常性を確認し(ステップ22)、LIの値が異常な場合には、HFNを所定数だけインクリメントやデクリメントしたHFNの候補を生成し(ステップ23)、これらの各候補を用いて再度復号処理を実施する。そして、これら復号結果において、LIが正常となる場合のHFNを正しい値であると決定することにより(ステップ24,25)、HFN同期処理を行う。これにより、HFNの同期が外れる可能性を低減させることができる。
【選択図】 図1
Description
本発明は、復号処理システム及びその方法並びにそれを用いた移動通信システムに関し、特に第三世代移動体通信システムに用いられる無線区間のRLC(Radio Link Control:無線リンク制御)における信号復号処理方式に関するものである。
第三世代移動体通信システムにおける無線アクセスネットワーク(RAN:Radio Access Network)には、3GPP(3rd Generation Pertnership Project)によりRLCプロトコルレイヤが規定されており、このRLCレイヤは、UE(User Equipment)−UTRAN(Universal Terrestrial Radio Access Network)間のRLCコネクションを設定し、上位レイヤに対して、非確認型データ転送モード(Unacknowledged Mode :UM)や確認型データ転送モード(Acknowledged Mode :AM)などのデータ転送サービスを実施するものである。
従来のかかるRLC UMにおける信号処理である復号処理について、図11を用いて説明する。図11において、復号処理手段1は秘匿されたRLC−PDU(Protocol Data Unit)を受信し、復号処理を実施して秘匿解除された復号後のRLC−PDUを出力するものである。
ヘッダ処理手段3は復号処理手段1から入力されるRLC PDUのヘッダ処理を行い、RLC PDUからデータを取り出して出力するものである。組立処理手段4はヘッダ処理手段3からのデータを入力とし、データを組み立ててRLC SDU(Service Data Unit )を生成し出力するものである。
図11の復号処理手段1の動作フローを図12を用いて説明する。RLC PDUの受信に応答して(ステップ11)、このRLC PDUのヘッダに付加されているSN(Sequence Number )のチェックが行われる(ステップ12)。そして、このSNが“0”をまたいでいる場合には(ステップ13の“Yes”)、復号処理に用いるHFN(Hyper Frame Number)が“1”だけインクリメントされることになる(ステップ14)。
なお、上記のSN,HFNは、合計32ビットの秘匿シーケンス番号であって、後述するf8演算(秘匿アルゴリズム)において使用されるパラメータの一種(COUNT−C値と称される)であり、RLC UMでは、HFNは25ビット、SNは7ビットからなり、HFNはSN番号の周期(0〜127)毎に1づつインクリメントされるものである。従って、ステップ14において、HFNが1インクリメントされるようになっているのである。なお、インクリメントの必要がない場合には、HFNの前の値を維持して、f8演算が実施される(ステップ15)。
このf8演算は、非特許文献1により標準化されているものであり、第三世代移動体通信システムにおいては、“KASUMI”と称される暗号アルゴリズムが採用されており、この暗号アルゴリズムは共通鍵暗号方式でり、f8と称される演算を使用した秘匿処理がなされているので、復号処理でも、このf8演算により、平文化が行われ復号処理されるようになっているのである。
なお、図11に示したヘッダ処理手段3や組立処理手段4のプロトコル処理手順及びRLC PDUのデータフォーマットなどに関しては、非特許文献2に規定されている。
3GPP TS33.102 "Security Architecture"
3GPP TS25.322 "RLC Protocol Specification"
上述した従来の復号処理手段1においては、次のような課題がある。すなわち、その第1の課題は、SNは0〜127の128モジュロであるために、比較的少数のRLC PDUの廃棄によりSNの重複が発生するにも関わらず、RLC UMの秘匿処理で用いられているパラメータの一つであるCOUNT−C値において、HFNの値はRLC PDU毎にユニークであり、RLC SNが同じであっても、HFNの値を正しく判断しなければ復号ができないということである。また、同時にRLC UMは非確認型プロトコルであり、RLC PDUの廃棄が発生しても、RLC受信処理側では、どの程度の廃棄が発生したかを判断することができないことである。
第2の課題は、復号処理に用いられるHFNはRLCプロトコル内部で管理される値であるが、送信側と受信側とで同期が取れていないと復号ができず、一旦HFNの同期外れが起こると、プロトコル自律では復旧させる仕組みを持たないということである。
そこで、本発明はこのような従来技術の課題に鑑みてなされたものであって、その目的とするところは、HFNの同期が外れた場合にも、プロトコル内部で自律的に同期回復が可能な復号処理システム及びその方法並びにそれを用いた移動通信システムを提供することである。
本発明による復号処理装置は、移動体通信システムの無線区間において、送信側から秘匿処理して送信されたデータブロックを受信して、前記秘匿処理ためのパラメータである秘匿シーケンス番号の同期をとりつつ復号処理を行う復号処理装置であって、前記同期はずれに応答して、この同期はずれ直前の秘匿シーケンス番号を基に複数の候補秘匿シーケンス番号を生成する番号生成手段と、これら複数の候補秘匿シーケンス番号を用いて前記復号処理を行って、正常な復号結果が得られた候補秘匿シーケンス番号を、以降の秘匿シーケンス番号とする手段とを含むことを特徴とする。
本発明による復号処理方法は、移動体通信システムの無線区間において、送信側から秘匿処理して送信されたデータブロックを受信して、前記秘匿処理ためのパラメータである秘匿シーケンス番号の同期をとりつつ復号処理を行う復号処理方法であって、前記同期はずれに応答して、この同期はずれ直前の秘匿シーケンス番号を基に複数の候補秘匿シーケンス番号を生成する番号生成ステップと、これら複数の候補秘匿シーケンス番号を用いて前記復号処理を行って、正常な復号結果が得られた候補秘匿シーケンス番号を、以降の秘匿シーケンス番号とするステップとを含むことを特徴とする。
本発明による移動体通信システムは、上記の復号処理装置を用いたことを特徴としている。
本発明によるプログラムは、移動体通信システムの無線区間において、送信側から秘匿処理して送信されたデータブロックを受信して、前記秘匿処理ためのパラメータである秘匿シーケンス番号の同期をとりつつ復号処理を行う復号処理方法をコンピュータに実行差攻めたのプログラムであって、前記同期はずれに応答して、この同期はずれ直前の秘匿シーケンス番号を基に複数の候補秘匿シーケンス番号を生成する番号生成処理と、これら複数の候補秘匿シーケンス番号を用いて前記復号処理を行って、正常な復号結果が得られた候補秘匿シーケンス番号を、以降の秘匿シーケンス番号とする処理とを含むことを特徴とする。
本発明の作用を述べる。復号対象となっているRLC PDUのヘッダの一部であるLI(Length Indicator)に着目し、復号されたLIの正常性を確認し、LIの値が異常な場合には、HFNを所定数だけインクリメントやデクリメントしたHFNの候補を生成し、これらの各候補を用いて再度復号処理を実施する。そして、これら復号結果において、LIが正常となる場合のHFNを正しい値であると決定することにより、HFN同期処理を行う。これにより、HFNの同期が外れる可能性を低減させることができることになる。
本発明によれば、復号結果が不正な場合、複数のHFN候補を用いて、再度復号処理を実施し、またLIを用いて正常なHFNを決定しているので、HFNの同期が外れている場合でも、RLCプロトコル内部で自律的に同期回復できるという効果がある。
また本発明によれば、HFNの同期処理をRLCプロトコル内部で実施しているので、RLCプロトコルを使用しているチャネルの切断、再設定なしに同期回復できるという効果もある。
以下に、図面を参照しつつ本発明の実施の形態について説明する。図1は本発明の実施の形態のブロック図であり、第3世代移動体通信システムにおいて、RLC UMのプロトコル受信処理を示すものであり、図11と同等部分は同一符号により示している。
図1において、復号処理手段1は秘匿されたRLC−PDUを受信し、復号処理を実施して復号後のRLC PDUを出力するものである。HFN同期処理手段2は本発明において設けられた処理手段であり、復号処理手段1から入力されるRLC PDUを受信して、後述する処理によりHFN同期の正常性を確認し、正しいHFN値を決定するものである。入力されたRLC PDUが誤っている場合には、正しいHFNで復号した結果を出力する。
ヘッダ処理手段3はHFN同期処理手段2から入力されるRLC PDUのヘッダ処理を行い、RLC PDUからデータを取り出し出力する。組立処理手段4はヘッダ処理手段3からのデータを入力とし、データを組み立ててRLC SDUを生成し出力するものである。
なお、図1に示す機能ブロック図は処理手段の流れを示すものであり、実際のデータの流れを制限するものではない。例えば、復号処理手段1に入力されたRLC PDUの実体が、あるメモリ上に配置されている場合、HFN同期処理手段2においてこのメモリ上のRLC PDUをアクセスすることも可能であり、必ずしも復号処理手段1にて復号が終了したRLC PDUを物理的に移動させることで、HFN同期処理手段2に入力させる必要はない。ヘッダ処理手段3、組立処理手段4においても同様である。
図2はRLC UMにおけるRLC PDUのデータフォーマットの例を示す図である。このデータフォーマットは、上述した非特許文献2において標準化されているために、ここでは詳細な説明は省き、その概要を示すのみとする。
RLC PDUの長さはシステムによって決定されるが、一般的に無線上を伝送される場合、20オクテット〜40オクテット程度の比較的短い値となるケースが多い。図2(a)はRLC PDU内にRLC SDUの始端、終端がある場合でありLIを含む。Oct1はSNであり、秘匿対象外であるが、Oct2〜OctNまでの(N−1)オクテットは秘匿対象となり、Oct2〜OctMまでのLIも秘匿対象である。
また、図2(b)はRLC PDU内にRLC SDUの始端、終端が無い場合であり、LIを含まない。図2(a)と同様に、Oct1はSNであり、秘匿対象外であり、Oct2〜OctNまでのデータ部は全て秘匿対象となる。ここで、SNは7ビットで構成されているために、0〜127までの連続したPDUを表現することができ、127の次は0に戻ることにより連続性が表現されているのである。
図3にRLC PDUにおけるLIフィールドのビットアサイン状態、図4に、同様に、RLC PDUにおけるEフィールドのビットアサイン状態を示す。LIフィールドは7ビットで構成されており、図3に示すように、“0000000”,“1111100”の場合は、RLC PDUにおけるデータの先頭がRLC SDUの先頭であることを示す。“0000001”〜“1111011”までは、RLC PDU内におけるRLC SDUの終端点を示すポインタとして機能する。“1111101”,“1111110”は予約されているのみであり、実際には使用されておらず、“1111111”の場合はRLC PDUの指定された箇所がパディングデータ(PAD)であることを示す。
前述したように、RLC PDUの長さは、無線上では、20オクテット〜40オクテット程度であるため、LIがポインタとして使用されるケースにおいて、RLC PDUの長さを越えるLIが指定されることはないが、仮に指定された場合には、プロトコル異常としてRLC PDUは廃棄される。また、LIが実際に使用されていない予約値であった場合も、同様である。
次に、Eフィールドは1ビットで構成されており、図4に示すように、“0”の場合には次のオクテットがデータ、“1”の場合には次のオクテットがヘッダであることを意味する。本実施例で扱うRLC UMの場合には、先頭1OctはSNであるが、それ以降がヘッダである場合は全てLIとなる。
図5は復号処理手段1における復号処理のための構成を示す機能図であり、本内容は先述した非特許文献1おいて標準化されているため、ここでは概要を示すのみとする。第3世代移動体通信システムにおいては、前述したように、“KASUMI”という暗号アルゴリズムが採用されており、この“KASUMI”は共通鍵暗号方式のブロック暗号であり、ソフトウェア、ハードウェアによる実現が容易であるという特徴を持つ。この“KASUMI”を用いた実際の秘匿処理においては、f8という演算が行われる。図1の復号処理手段1においては、このf8演算処理が実施される。
図5はこのf8演算処理の概要を示すものであり、後述するCK、COUNT−C、BEARER、DIRECTION、LENGTH等のパラメータを入力とするf8演算の結果、KEYSTREAM BLOCK(キーストリームブロック)が生成され、このブロックと秘匿されたデータであるCIPHERTEXT BLOCKとの排他的論理和が取られることにより、平文であるPLAINTEXT BLOCKが出力される。
ここで、CKは呼毎にユニークとなる秘匿鍵(暗号鍵)、COUNT−CはRLC−PDU毎にインクリメントされる値、BEARERは秘匿対象の通信チャネルを示すID、DIRECTIONは送受信方向を示す値、LENGTHは復号データ長を示す。
COUNT−Cの構成について、図6を用いて更に詳細に説明する。COUNT−Cは32ビットからなるカウンタ値であって秘匿シーケンス番号であり、RLC PDU毎にユニークな値となる。上位25ビットがHFN、下位7ビットがSNである。SNは上述したRLC PDUのヘッダに搭載されている値となり、RLC PDU毎に0から開始して、順次127までインクリメントされた後、0に戻る。
一方、HFNはf8演算時に用いられる、更に上位のカウンタ値であり、送信、受信で対向するRLCプロトコル処理部の双方で保持される。HFNは呼生起時もしくは秘匿処理を実施する際に、RLCプロトコル処理部に対して設定され、その後は送信側、受信側各々のプロトコル内部でインクリメントの管理が行われる。HFNのインクリメントについて、図7を用いて説明する。
図7はRLC SNとHFNの各インクリメントのタイミングを示している。前述したように、RLC SNは0〜127までの連続した値であり、127の次は0に戻る。HFNはSNが127から0に戻る際に、1インクリメントされる。これにより、RLC SNが同一であっても、1周期前と後のCOUNT−C値はユニークなものとなり、f8演算の結果は異なる。
RLC PDUのデータフォーマット、ヘッダ処理手段3、組立処理手段4におけるプロトコル処理は、同様に非特許文献1において標準化されており、本発明とは直接関係しないため、その詳細な説明は省略する。
次に、図1のHFN同期処理手段2の動作を、図8に示すフローチャートを使用して説明する。図8はHFN同期処理手段2の動作フローの一例を示したものである。HFN同期処理手段2が復号処理手段1より復号されたRLC PDUを受信した場合に処理が開始される。
入力されたRLC PDUがLIを含むかどうかが確認される(ステップ21)。LIを含まない場合には、処理完了となる。LIを含む場合には、LIが正常値であるかどうかの判定がなされる(ステップ22)。前述したとおり、LIは7ビットのフィールドであるが、システムによって決定されるRLC PDUの長さを越える値、及び使用されない値の場合には、異常であると判断できる。LIが正常値である場合には、処理完了となる。
LIが異常値であった場合には、複数のHFN候補が生成され、これら複数の候補により、f8演算が再度実行される(ステップ23)。複数の演算結果のRLC PDUにおいて、LIが正しく復号されたかが確認される(ステップ24)。全ての候補に対してLIが異常値であった場合には、処理完了となる。
ステップ23における複数の演算結果のいずれかのLIが正しく復号されている場合には、その際に使用されたHFNが正しいHFNであると判断され、新HFNとして決定される(ステップ25)。また、正しいHFNによる復号結果のRLC PDUが図1のヘッダ処理手段3に対して出力され、処理終了となる。
ステップ23における複数のHFN候補の生成は、本例においては、以下のように行われる。ステップ23の処理時点におけるHFN値をHFNとした場合に、
HFN0=HFN−1
HFN2=HFN+1
HFN3=HFN+2
のように、3種類のHFN候補が生成されるものとする。前述したように、HFNはSNが127から0になる際に、1インクリメントされるために、HFNが同期外れとなる場合でも、HFNが瞬時に大きく変化することはなく、実運用上は高々1,2の差分があると考えれば十分である。従って、本発明では、このHFNの候補として、どれだけの差分を考慮するかについては、特に規定しないものとする。
HFN0=HFN−1
HFN2=HFN+1
HFN3=HFN+2
のように、3種類のHFN候補が生成されるものとする。前述したように、HFNはSNが127から0になる際に、1インクリメントされるために、HFNが同期外れとなる場合でも、HFNが瞬時に大きく変化することはなく、実運用上は高々1,2の差分があると考えれば十分である。従って、本発明では、このHFNの候補として、どれだけの差分を考慮するかについては、特に規定しないものとする。
また、ステップ24において、LIが正しく復号されたかを判断する際に、複数の候補においてLIが正しく復号された場合には、現在使用しているLIにより近い値を正しいHFNと決定する、などの判断を行うことになるが、本発明では特にこれに限定されない。
次に、具体例を用いて、本発明の動作を説明する。図9は対向して通信するRLC処理部において、何らかの原因によりRLC PDUが途中で廃棄されたケースを示している。RLC PDUの送信側をRLC(送信側:transmitter)、RLC PDUの受信側をRLC(受信側:receiver)とする。本発明は復号処理に関するものであるため、RLC(受信側:receiver)が本発明の動作となる。
図9の時刻t0において、送信側と受信側とは既にRLC PDUの通信状態であり、RLC SN=119までは送受信が完了しているものと仮定する。図9の時刻t1において、送信側はRLC SN=120となるRLC PDUを送信し、受信側は正常に受信して処理を実施する。同様に、図9の時刻t2において、送信側はRLC SN=121となるRLC PDUを送信し、受信側は正常に受信して処理を実施する。
図9の時刻t3においては、伝送路における何らかの障害によりRLC PDUが廃棄されると仮定する。どの程度のRLC PDUが廃棄されるかは、伝送路の状況によるが、ここでは、RLC SN=122からRLC SN=0を2回またいだRLC SN=119までのRLC PDUが廃棄されたものとする。RLC UMは非確認型のプロトコルであるために、送信側はRLC PDUが廃棄されたことを認識することができない。一方、受信側も、何のRLC PDUを受信していないために、この時点ではRLC PDUが廃棄されたことを認識することができない。
次に、図9の時刻t4において、送信側はRLC SN=120となるRLC SNを送信する。このとき、受信側は図9の時刻t2において、RLC SN=121を処理した状態で待機しているため、正常処理であれば、RLC SN=122を受信するものと考えている。RLC SN=120を受信した場合、途中でいくつかのRLC PDUが廃棄されたことは認識できるが、どの程度のRLC PDが廃棄されたのかは判断できない。
本状態を図10を用いて説明する。図10は連続するRLC SNのうち120,121のみを抜き出して記載している。図9の時刻t2において受信したRLC SN=121を図10のAで示されるRLC SN=121だとすると、連続するRLC SN=122は図10のBで示される。図9の時刻t4において、RLC SN=120を受信した場合は、今回は図10のcと仮定しているが、実際の受信側では、いずれのRLC PDUを受信したのか判断がつかない。
図7を用いて説明したが,f8演算を行うためのCOUNT−C値はRLC PDU毎にユニークな値となり、RLC SNが同一であっても、RLC SN=0をまたぐ度にHFNがインクリメントされる。このために、f8処理を行うためにはHFNがいくつであるかを決定する必要がある。図1のHFN同期処理手段2においては、従来どおりRLC SN=120(図10のb)と判断して復号処理を実施する。
図10のbという決定が正しかった場合、LIは正常な値となるために、図1のHFN同期処理手段2では、特にHFNの変更を行わずに処理が終了する。しかしながら、今回のケースではLIは正しく復号されないため、図8のステップ23のf8演算処理においては、HFNの候補としてHFNに対して以下のような候補を生成する。
HFN0=HFN−1(図10のaに対応)
HFN2=HFN+1(図10のcに対応)
HFN3=HFN+2(図10のdに対応)
これらHFN0,HFN2,HFN3のうち、今回はHFN2で演算した場合に正しく復号されLIが正常値となる。このために、図8のステップ25において新HFNとしてHFN2が決定され、このHFN2を用いた復号結果であるRLC PDUが図1におけるヘッダ処理手段3へ送信されることになる。
HFN2=HFN+1(図10のcに対応)
HFN3=HFN+2(図10のdに対応)
これらHFN0,HFN2,HFN3のうち、今回はHFN2で演算した場合に正しく復号されLIが正常値となる。このために、図8のステップ25において新HFNとしてHFN2が決定され、このHFN2を用いた復号結果であるRLC PDUが図1におけるヘッダ処理手段3へ送信されることになる。
上述した図8の処理動作は、予めその動作手順をプログラムとしてROMなどの記録媒体に格納しておき、これをコンピュータであるCPUにより読み取らせて実行させるようにすることができることは、明白である。
1 復号処理手段
2 HFN同期処理手段
3 ヘッダ処理手段
4 組立処理手段
2 HFN同期処理手段
3 ヘッダ処理手段
4 組立処理手段
Claims (12)
- 移動体通信システムの無線区間において、送信側から秘匿処理して送信されたデータブロックを受信して、前記秘匿処理ためのパラメータである秘匿シーケンス番号の同期をとりつつ復号処理を行う復号処理装置であって、
前記同期はずれに応答して、この同期はずれ直前の秘匿シーケンス番号を基に複数の候補秘匿シーケンス番号を生成する番号生成手段と、
これら複数の候補秘匿シーケンス番号を用いて前記復号処理を行って、正常な復号結果が得られた候補秘匿シーケンス番号を、以降の秘匿シーケンス番号とする手段と、
を含むことを特徴とする復号処理装置。 - データ長さを示すために前記データブロックのヘッダ中に設けられたレングスインジケータの異常を検出して、前記同期はずれを検出する手段を、更に含むことを特徴とする請求項1記載の復号処理装置。
- 前記番号生成手段は、前記秘匿シーケンス番号に対して、所定の整数を加減算した複数の値を、前記候補秘匿シーケンス番号として生成することを特徴とする請求項1または2記載の復号処理装置。
- 前記データブロックの伝送モードは、無線リンク制御(RLC:Radio Link Control)プロトコルレイヤの非確認モード(UM:Unacknowledged Mode )であることを特徴とする請求項1〜3いずれか記載の復号処理装置。
- 前記秘匿シーケンス番号は、前記RLCプロトコルレイヤに規定されたHFN(Hyper Frame Number)を含み、前記番号生成手段は、前記HFNについて複数の候補番号を生成することを特徴とする請求項4記載の復号処理装置。
- 請求項1〜5いずれか記載の復号処理装置を有する受信機を含むことを特徴とする移動体通信システム。
- 移動体通信システムの無線区間において、送信側から秘匿処理して送信されたデータブロックを受信して、前記秘匿処理ためのパラメータである秘匿シーケンス番号の同期をとりつつ復号処理を行う復号処理方法であって、
前記同期はずれに応答して、この同期はずれ直前の秘匿シーケンス番号を基に複数の候補秘匿シーケンス番号を生成する番号生成ステップと、
これら複数の候補秘匿シーケンス番号を用いて前記復号処理を行って、正常な復号結果が得られた候補秘匿シーケンス番号を、以降の秘匿シーケンス番号とするステップと、
を含むことを特徴とする復号処理方法。 - データ長さを示すために前記データブロックのヘッダ中に設けられたレングスインジケータの異常を検出して、前記同期はずれを検出するステップを、更に含むことを特徴とする請求項7載の復号処理方法。
- 前記番号生成ステップは、前記直前の秘匿シーケンス番号に対して、所定の整数を加減算した複数の値を、前記候補秘匿シーケンス番号として生成することを特徴とする請求項7または8記載の復号処理方法。
- 前記データブロックの伝送モードは、無線リンク制御(RLC:Radio Link Control)プロトコルレイヤの非確認モード(UM:Unacknowledged Mode )であることを特徴とする請求項7〜9いずれか記載の復号処理方法。
- 前記秘匿シーケンス番号は、前記RLCプロトコルレイヤに規定されたHFN(Hyper Frame Number)を含み、前記番号生成ステップは、前記HFNについて複数の候補番号を生成することを特徴とする請求項記載10の復号処理方法。
- 移動体通信システムの無線区間において、送信側から秘匿処理して送信されたデータブロックを受信して、前記秘匿処理ためのパラメータである秘匿シーケンス番号の同期をとりつつ復号処理を行う復号処理方法をコンピュータに実行差攻めたのプログラムであって、
前記同期はずれに応答して、この同期はずれ直前の秘匿シーケンス番号を基に複数の候補秘匿シーケンス番号を生成する番号生成処理と、
これら複数の候補秘匿シーケンス番号を用いて前記復号処理を行って、正常な復号結果が得られた候補秘匿シーケンス番号を、以降の秘匿シーケンス番号とする処理と、
を含むことを特徴とするプログラム。
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