JP2675494B2 - 通信チャネルを開設するための認証方法および移動機 - Google Patents
通信チャネルを開設するための認証方法および移動機Info
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- Computer Security & Cryptography (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Mobile Radio Communication Systems (AREA)
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、認証プロトコルに関
し、特に、セルラ無線電話などの通信の妥当性を保証す
るためのプロトコルに関する。
し、特に、セルラ無線電話などの通信の妥当性を保証す
るためのプロトコルに関する。
【０００２】
【従来の技術】従来の電話においては、各電話端末（フ
ァックス、モデム等）は、ローカルセントラルオフィス
（端局）の交換機の１つのポートに、物理的に接続され
る。接続は、与えられた電話線あるいは電話線の指定の
チャネルを介して行われる。電話線の接続はサービス提
供者（通常は通信事業者）によって行われ、従ってサー
ビス提供者は、チャネル上の通話が特定の加入者による
ものであることを確信できる。一方、無線電話での加入
者の認証は不確かなものである。
ァックス、モデム等）は、ローカルセントラルオフィス
（端局）の交換機の１つのポートに、物理的に接続され
る。接続は、与えられた電話線あるいは電話線の指定の
チャネルを介して行われる。電話線の接続はサービス提
供者（通常は通信事業者）によって行われ、従ってサー
ビス提供者は、チャネル上の通話が特定の加入者による
ものであることを確信できる。一方、無線電話での加入
者の認証は不確かなものである。
【０００３】米国における現在のセルラ電話方式では、
加入者がセルラ電話で発呼を行うと、課金のためそのセ
ルラ電話がサービス提供者に発呼者の身元を通知する。
この情報は暗号化されていない。第三者がその時点で盗
聴すると、加入者の身元情報が得られてしまう。この情
報には、加入者の電話番号および加入者の装置のシリア
ル番号（ＥＳＮ）が含まれている。従って、盗聴者はセ
ルラ電話をプログラムして正式な加入者になりすまし、
サービスを受けることが可能となる。あるいは、他人の
通話中に割り込んで、より強い送信電力で送信を行い、
サービス提供者にある制御コードを送って接続に侵入す
ることもできる。サービス提供者は、接続時および／あ
るいは通話中の発信者の身元の確認機構を持たないた
め、このような侵害は基本的に避けられない。
加入者がセルラ電話で発呼を行うと、課金のためそのセ
ルラ電話がサービス提供者に発呼者の身元を通知する。
この情報は暗号化されていない。第三者がその時点で盗
聴すると、加入者の身元情報が得られてしまう。この情
報には、加入者の電話番号および加入者の装置のシリア
ル番号（ＥＳＮ）が含まれている。従って、盗聴者はセ
ルラ電話をプログラムして正式な加入者になりすまし、
サービスを受けることが可能となる。あるいは、他人の
通話中に割り込んで、より強い送信電力で送信を行い、
サービス提供者にある制御コードを送って接続に侵入す
ることもできる。サービス提供者は、接続時および／あ
るいは通話中の発信者の身元の確認機構を持たないた
め、このような侵害は基本的に避けられない。
【０００４】盗聴者が身元情報を知ろうとすれば、セル
内の全セルラ周波数帯を、自動的に走査する装置を用い
ることができる。従って、セルラ電話サービスの侵害を
阻止できない。また、音声信号を暗号化していないた
め、会話の内容を盗聴することができる。つまり、セル
ラ電話システムにおいて効果的な保護手段が必要とされ
ており、利用者の認証およびプライバシー保護のため
に、暗号化の利用が必要とされる。
内の全セルラ周波数帯を、自動的に走査する装置を用い
ることができる。従って、セルラ電話サービスの侵害を
阻止できない。また、音声信号を暗号化していないた
め、会話の内容を盗聴することができる。つまり、セル
ラ電話システムにおいて効果的な保護手段が必要とされ
ており、利用者の認証およびプライバシー保護のため
に、暗号化の利用が必要とされる。
【０００５】
【発明が解決しようとする課題】いくつかの標準的な暗
号化方法は、セルラ電話等の一般的な認証問題の解決に
用いることができるが、実際上の問題もある。まず、プ
ライベートキー（秘密鍵）暗号アルゴリズムに基づい
た、従来の要求／応答プロトコルを用いることができ
る。この方法では、加入者の移動ステーションに秘密キ
ーが割り当てられ、このキーはホームシステムにも登録
されている。サービス提供システムが加入者を認証する
場合には、ホームシステムに対して、その加入者の場合
に使用する要求ストリングおよび応答ストリングを申請
する。ホームシステムはランダムな要求ストリングを作
成し、加入者のキーと要求ストリングに対して一方向性
関数を適用して、対応する応答ストリングを得る。これ
らの要求ストリングおよび応答ストリングはサービス提
供システムに送られ、サービス提供システムは移動ステ
ーションへその要求ストリングを送る。移動ステーショ
ンは、その要求ストリングと、記憶している秘密キーと
から計算した応答ストリングを返す。サービス提供シス
テムは、ホームシステムおよび移動ステーションからの
応答ストリングを比較し、一致した場合に認証されたと
見なす。
号化方法は、セルラ電話等の一般的な認証問題の解決に
用いることができるが、実際上の問題もある。まず、プ
ライベートキー（秘密鍵）暗号アルゴリズムに基づい
た、従来の要求／応答プロトコルを用いることができ
る。この方法では、加入者の移動ステーションに秘密キ
ーが割り当てられ、このキーはホームシステムにも登録
されている。サービス提供システムが加入者を認証する
場合には、ホームシステムに対して、その加入者の場合
に使用する要求ストリングおよび応答ストリングを申請
する。ホームシステムはランダムな要求ストリングを作
成し、加入者のキーと要求ストリングに対して一方向性
関数を適用して、対応する応答ストリングを得る。これ
らの要求ストリングおよび応答ストリングはサービス提
供システムに送られ、サービス提供システムは移動ステ
ーションへその要求ストリングを送る。移動ステーショ
ンは、その要求ストリングと、記憶している秘密キーと
から計算した応答ストリングを返す。サービス提供シス
テムは、ホームシステムおよび移動ステーションからの
応答ストリングを比較し、一致した場合に認証されたと
見なす。
【０００６】この方法の問題点は、サービス提供システ
ムが、発呼時の認証の際に、十分早くホームシステムに
接続することができず、ホームシステムのデータベース
ソフトウェアが加入者の秘密キーを調べ、要求／応答ペ
アを構成することを短期間に行うことができない点であ
る。ネットワークあるいはソフトウェアの数秒の遅延
は、加入者が発信する際に、受話器を持ち上げてからダ
イヤルトーンが聞こえるまでのデッドタイムを増し、さ
らに（セルラ提供者の現在用いている制御ネットワーク
および交換装置では）遅延時間が増す。現状では、その
ような遅延は許容されない。
ムが、発呼時の認証の際に、十分早くホームシステムに
接続することができず、ホームシステムのデータベース
ソフトウェアが加入者の秘密キーを調べ、要求／応答ペ
アを構成することを短期間に行うことができない点であ
る。ネットワークあるいはソフトウェアの数秒の遅延
は、加入者が発信する際に、受話器を持ち上げてからダ
イヤルトーンが聞こえるまでのデッドタイムを増し、さ
らに（セルラ提供者の現在用いている制御ネットワーク
および交換装置では）遅延時間が増す。現状では、その
ような遅延は許容されない。
【０００７】パブリックキー（公開鍵）暗号システム
は、認証問題を解決するもう一つの標準的な方法であ
る。一般的に、各移動ステーションはサービス提供者の
パブリックキーによって、“パブリックキー証書”が与
えられる。これは、その移動ステーションがサービス提
供者の合法的な利用者であることを示すものである。さ
らに、各移動局に秘密データ（プライベートキー）が与
えられる。移動局は、証書と同時にプライベートキーを
用いて第三者に対し合法的な利用者であることを示す。
は、認証問題を解決するもう一つの標準的な方法であ
る。一般的に、各移動ステーションはサービス提供者の
パブリックキーによって、“パブリックキー証書”が与
えられる。これは、その移動ステーションがサービス提
供者の合法的な利用者であることを示すものである。さ
らに、各移動局に秘密データ（プライベートキー）が与
えられる。移動局は、証書と同時にプライベートキーを
用いて第三者に対し合法的な利用者であることを示す。
【０００８】例として、サービス提供システムはＲＳＡ
キーペア（Ｆ，Ｇ）を、Ｆをプライベート、Ｇをパブリ
ックとして有する。サービス提供システムは各移動局
に、そのＲＳＡキーの独自のペア（Ｄ，Ｅ）を、Ｆ
（Ｅ）（サービス提供システムのプライベートキーＦを
用いて移動局のパブリックキーＥを暗号化したもの）と
ともに与える。移動局は、サービス提供システムに、
（Ｅ，Ｆ（Ｅ））を送ることによってその身元を提示す
る。サービス提供システムでは、Ｆ（Ｅ）にＧを適用し
てＥを得る。サービス提供システムは要求Ｘを生成し、
移動局のパブリックキーＥを用いて暗号化してＥ（Ｘ）
を得て、それを移動局へ送る。移動局は、Ｅ（Ｘ）にプ
ライベートキーＤを用いてＸを得て、解読した状態でそ
れを応答としてサービス提供システムへ返送する。
キーペア（Ｆ，Ｇ）を、Ｆをプライベート、Ｇをパブリ
ックとして有する。サービス提供システムは各移動局
に、そのＲＳＡキーの独自のペア（Ｄ，Ｅ）を、Ｆ
（Ｅ）（サービス提供システムのプライベートキーＦを
用いて移動局のパブリックキーＥを暗号化したもの）と
ともに与える。移動局は、サービス提供システムに、
（Ｅ，Ｆ（Ｅ））を送ることによってその身元を提示す
る。サービス提供システムでは、Ｆ（Ｅ）にＧを適用し
てＥを得る。サービス提供システムは要求Ｘを生成し、
移動局のパブリックキーＥを用いて暗号化してＥ（Ｘ）
を得て、それを移動局へ送る。移動局は、Ｅ（Ｘ）にプ
ライベートキーＤを用いてＸを得て、解読した状態でそ
れを応答としてサービス提供システムへ返送する。
【０００９】この問題について、処理あるいはデータ伝
送量を減少させる改良例もあるが、セルラ電話で現在用
いられているハードウェアにおいて、数秒以下で効率的
に実行できる、パブリックキー認証方法は存在しない。
認証時には、サービス提供システムとホームシステム間
でのネットワークの接続性は必要とされないが、従来方
法での時間的な制限が問題となるように、パブリックキ
ー方法でも同様の制約が生じる。
送量を減少させる改良例もあるが、セルラ電話で現在用
いられているハードウェアにおいて、数秒以下で効率的
に実行できる、パブリックキー認証方法は存在しない。
認証時には、サービス提供システムとホームシステム間
でのネットワークの接続性は必要とされないが、従来方
法での時間的な制限が問題となるように、パブリックキ
ー方法でも同様の制約が生じる。
【００１０】
【課題を解決するための手段】セルラ電話技術のセキュ
リティ需要は、共有秘密データフィールドによる方式に
よって満たされる。移動局ユニットは、サービス提供者
によってそれに割り当てられた秘密を保持し、その秘密
から共有秘密データフィールドを生成する。サービス提
供者もその共有秘密データフィールドを生成する。移動
局ユニットが基地局のセルに入ると、自分自身を基地局
に認知させ、ハッシュストリングを基地局に送る。基地
局は提供者に問い合わせ、その移動局ユニットが正当な
装置であると判定された場合、提供者は基地局に共有秘
密データフィールドを提供する。その後、移動局ユニッ
トは、共有秘密データフィールドを使用して、移動局ユ
ニットと基地局の間で実行される認証プロセスの助けを
借りて、基地局と通信する。この方式の１つの特徴は、
異なる基地局は、提供者によって移動局ユニットに組み
込まれた秘密へのアクセス許可を有しないことである。
移動局ユニットとの対話に成功した基地局のみが共有秘
密データフィールドを有する。また、その数は、提供者
が、単に、新たな共有秘密データフィールドを作成する
よう移動局ユニットに指示することにより、制限するこ
とができる。
リティ需要は、共有秘密データフィールドによる方式に
よって満たされる。移動局ユニットは、サービス提供者
によってそれに割り当てられた秘密を保持し、その秘密
から共有秘密データフィールドを生成する。サービス提
供者もその共有秘密データフィールドを生成する。移動
局ユニットが基地局のセルに入ると、自分自身を基地局
に認知させ、ハッシュストリングを基地局に送る。基地
局は提供者に問い合わせ、その移動局ユニットが正当な
装置であると判定された場合、提供者は基地局に共有秘
密データフィールドを提供する。その後、移動局ユニッ
トは、共有秘密データフィールドを使用して、移動局ユ
ニットと基地局の間で実行される認証プロセスの助けを
借りて、基地局と通信する。この方式の１つの特徴は、
異なる基地局は、提供者によって移動局ユニットに組み
込まれた秘密へのアクセス許可を有しないことである。
移動局ユニットとの対話に成功した基地局のみが共有秘
密データフィールドを有する。また、その数は、提供者
が、単に、新たな共有秘密データフィールドを作成する
よう移動局ユニットに指示することにより、制限するこ
とができる。
【００１１】この方式のもう１つの特徴は、秘密を使用
する、より入念な認証プロセスは、時間がかかり、提供
者が関わる場合にのみ起こるが、これは、移動局ユニッ
トが最初にセルに入るとき（または共有秘密データフィ
ールドが損傷を受けた疑いがあるとき）であり、頻繁に
は起こらない。
する、より入念な認証プロセスは、時間がかかり、提供
者が関わる場合にのみ起こるが、これは、移動局ユニッ
トが最初にセルに入るとき（または共有秘密データフィ
ールドが損傷を受けた疑いがあるとき）であり、頻繁に
は起こらない。
【００１２】呼の発信、呼の着信、およびその他の機能
は、本質的に同一の認証プロトコルおよび同一のハッシ
ュ関数を使用して認証される。ハッシュされる情報に若
干の相違が現れる。
は、本質的に同一の認証プロトコルおよび同一のハッシ
ュ関数を使用して認証される。ハッシュされる情報に若
干の相違が現れる。
【００１３】
【実施例】移動セルラ電話システムは、多数の移動電
話、少数のセルラ無線提供者（各提供者が複数の基地局
を有する）、複数の交換ネットワーク提供者（通信事業
者）から構成される。セルラ無線提供者と通信事業者
は、セルラおよび非セルラ両方の電話加入者とのセルラ
電話加入者による通話を可能にするように組み合せられ
る。図１に概略の構成を示すように、通信事業者Ｉおよ
びＩＩは、交換機１０−１４を有する交換ネットワーク
を形成して結合される。固定局ユニット２０および２１
は交換機１０に接続され、移動局ユニット２２および２
３は不特定位置にあり、基地局３０−４０は交換機１０
−１４に接続される。基地局３０−３４は提供者１、基
地局３５および３６は提供者２、基地局３７は提供者
４、基地局３８−４０は提供者３にそれぞれ属する。本
発明の目的では、基地局とは複数の送信器を有するセル
と同じ意味である。セルの集合体は、図１の基地局３
０、３１および３２のように、地理上のセルラサービス
エリア（ＣＧＳＡ）を形成する。
話、少数のセルラ無線提供者（各提供者が複数の基地局
を有する）、複数の交換ネットワーク提供者（通信事業
者）から構成される。セルラ無線提供者と通信事業者
は、セルラおよび非セルラ両方の電話加入者とのセルラ
電話加入者による通話を可能にするように組み合せられ
る。図１に概略の構成を示すように、通信事業者Ｉおよ
びＩＩは、交換機１０−１４を有する交換ネットワーク
を形成して結合される。固定局ユニット２０および２１
は交換機１０に接続され、移動局ユニット２２および２
３は不特定位置にあり、基地局３０−４０は交換機１０
−１４に接続される。基地局３０−３４は提供者１、基
地局３５および３６は提供者２、基地局３７は提供者
４、基地局３８−４０は提供者３にそれぞれ属する。本
発明の目的では、基地局とは複数の送信器を有するセル
と同じ意味である。セルの集合体は、図１の基地局３
０、３１および３２のように、地理上のセルラサービス
エリア（ＣＧＳＡ）を形成する。
【００１４】各移動局ユニットは、そのユニット固有の
シリアル番号（ＥＳＮ）を有する。ＥＳＮ番号はユニッ
トの製造時に、製造者によって割り当てられ（例えば、
ＲＯＭ内に）、アクセスはできるが変更はできない。
シリアル番号（ＥＳＮ）を有する。ＥＳＮ番号はユニッ
トの製造時に、製造者によって割り当てられ（例えば、
ＲＯＭ内に）、アクセスはできるが変更はできない。
【００１５】利用者がその移動電話ユニットのサービス
アカウントを申請すると、サービス提供者は利用者に、
電話番号（ＭＩＮ１指定）、エリアコード（ＭＩＮ２指
定）、“秘密キー”（Ａキー）を割り当てる。ＭＩＮ１
およびＭＩＮ２指定は提供者のＣＧＳＡに関連し、図１
の構成の全基地局は、特定のＭＩＮ２およびＭＩＮ１ペ
アの属するＣＧＳＡを識別することができる。Ａキー
は、利用者装置および提供者のＣＧＳＡプロセッサ（図
１には示さず）だけが知っている。ＣＧＳＡプロセッサ
は、ユニットのＥＳＮ、Ａキー、ＭＩＮ１およびＭＩＮ
２指定の他、サービス提供者の必要な情報を保持してい
る。
アカウントを申請すると、サービス提供者は利用者に、
電話番号（ＭＩＮ１指定）、エリアコード（ＭＩＮ２指
定）、“秘密キー”（Ａキー）を割り当てる。ＭＩＮ１
およびＭＩＮ２指定は提供者のＣＧＳＡに関連し、図１
の構成の全基地局は、特定のＭＩＮ２およびＭＩＮ１ペ
アの属するＣＧＳＡを識別することができる。Ａキー
は、利用者装置および提供者のＣＧＳＡプロセッサ（図
１には示さず）だけが知っている。ＣＧＳＡプロセッサ
は、ユニットのＥＳＮ、Ａキー、ＭＩＮ１およびＭＩＮ
２指定の他、サービス提供者の必要な情報を保持してい
る。
【００１６】ＭＩＮ１指定、ＭＩＮ２指定およびＡキー
がインストールされ、ＣＧＳＡプロセッサが、移動局ユ
ニットに特定のランダムシーケンス（ＲＡＮＤＳＳＤ）
を送信し、“共有秘密データ”（ＳＳＤ）の作成を指示
することによって、利用者のユニットが初期化される。
ＣＧＳＡは、ＲＡＮＤＳＳＤと、ＳＳＤフィールド作成
指令とを、移動局ユニットの存在するセルの基地局を通
して送信する。ＳＳＤフィールドの作成は図２に示され
るプロトコルに従う。
がインストールされ、ＣＧＳＡプロセッサが、移動局ユ
ニットに特定のランダムシーケンス（ＲＡＮＤＳＳＤ）
を送信し、“共有秘密データ”（ＳＳＤ）の作成を指示
することによって、利用者のユニットが初期化される。
ＣＧＳＡは、ＲＡＮＤＳＳＤと、ＳＳＤフィールド作成
指令とを、移動局ユニットの存在するセルの基地局を通
して送信する。ＳＳＤフィールドの作成は図２に示され
るプロトコルに従う。
【００１７】図１の構成では、各基地局は、あらかじめ
割り当てられたいくつかの周波数チャネル（ブロードキ
ャストバンド）を用いて、そのセル内のすべてのユニッ
トに情報を送信する。さらに、各移動局ユニットに対し
て、相互に確認した、（一時的に）割り当てられたチャ
ネルによって、双方向通信を確保する。基地局と移動局
ユニットで、通信チャネルの確認を行う方法は、本発明
には重要でないため、ここでは詳しく述べない。例とし
ては、移動局ユニットが全チャネルをスキャンし空きチ
ャネルを選択する方法が考えられる。その後基地局へ、
そのＭＩＮ２およびＭＩＮ１指定を送信し（平文で、あ
るいは、パブリックキーによって暗号化して）、基地局
に認証プロセスを開始させる。認証された通信が確立さ
れると、基地局は移動局を他のチャネルへスイッチして
も良い。
割り当てられたいくつかの周波数チャネル（ブロードキ
ャストバンド）を用いて、そのセル内のすべてのユニッ
トに情報を送信する。さらに、各移動局ユニットに対し
て、相互に確認した、（一時的に）割り当てられたチャ
ネルによって、双方向通信を確保する。基地局と移動局
ユニットで、通信チャネルの確認を行う方法は、本発明
には重要でないため、ここでは詳しく述べない。例とし
ては、移動局ユニットが全チャネルをスキャンし空きチ
ャネルを選択する方法が考えられる。その後基地局へ、
そのＭＩＮ２およびＭＩＮ１指定を送信し（平文で、あ
るいは、パブリックキーによって暗号化して）、基地局
に認証プロセスを開始させる。認証された通信が確立さ
れると、基地局は移動局を他のチャネルへスイッチして
も良い。
【００１８】本発明による移動電話システムでの呼接続
の確立と保持方法では、認証プロセスは会話中に多数回
行われる。従って、認証プロセスは比較的安全で簡単に
行うことができなければならない。設計を簡単にし導入
費用を抑えるために、移動局ユニットおよび基地局の両
方で同じプロセスを用いるべきである。
の確立と保持方法では、認証プロセスは会話中に多数回
行われる。従って、認証プロセスは比較的安全で簡単に
行うことができなければならない。設計を簡単にし導入
費用を抑えるために、移動局ユニットおよび基地局の両
方で同じプロセスを用いるべきである。
【００１９】多くの認証プロセスは、このプロセスを行
うために、ハッシュ関数あるいは一方向性関数を用い
る。ハッシュ関数は、“秘密キー”を署名に変換する、
多対一のマッピングを実行する。以下に、簡単で、速
く、効果的で、柔軟性のあるハッシュ関数の一例を示
す。これは、本発明の認証プロセスに好都合であるが、
他のハッシュ関数を用いることもできる。
うために、ハッシュ関数あるいは一方向性関数を用い
る。ハッシュ関数は、“秘密キー”を署名に変換する、
多対一のマッピングを実行する。以下に、簡単で、速
く、効果的で、柔軟性のあるハッシュ関数の一例を示
す。これは、本発明の認証プロセスに好都合であるが、
他のハッシュ関数を用いることもできる。
【００２０】［ジャンブルプロセス］ ジャンブルプロセスでは、ｄ個の“秘密”データワード
ｂ（ｉ）（ｉ＝０，１，...，ｄ−１）からなるブロッ
クに対する署名を、ｋワードのキーｘ（ｊ）（ｊ＝０，
１，...，ｋ−１）によって生成する。ここで、ｄ，
ｉ，ｊ，およびｋは整数である。“署名”の生成プロセ
スは、１回に１つのデータワードに対して実行される。
この説明のために、ジャンブルプロセスが作用するワー
ドは８ビット長（０〜２５５の範囲を与える）であると
するが、他のワードサイズでも実行できる。“秘密”デ
ータブロック長は、次の鋸歯状波関数に組み込まれる。 ｓd（ｔ）＝ｔ （０≦ｔ≦ｄ−１） ｓd（ｔ）＝２ｄ−２−ｔ （ｄ≦ｔ≦２ｄ−３） ｓd（ｔ）＝ｓd（ｔ＋２ｄ−２） （すべてのｔに対して） この関数は、ｚ＝０およびｉ＝０から開始され、０≦ｉ
≦６ｄ−５の範囲で１ずつ増加する整数ｉに対する以下
のプロセスで用いられる。 （ａ） ｂ（ｓd（ｉ））を、 ｂ（ｓd（ｉ））＝ｂ（ｓd（ｉ））＋ｘ（ｉk）＋ＳＢＯＸ（ｚ） ｍｏｄ ２５６ によって更新する。ここで、 ｉk＝ｉ ｍｏｄ ｋ ＳＢＯＸ（ｚ）＝ｙ＋［ｙ／２０４８］ｍｏｄ２５６ ｙ＝（ｚ（＋）１６）（ｚ＋１１１）（ｚ） である。［ｙ／２０４８］はｙを２０４８で割った整数部を示し、（＋）はビッ トごとの排他的ＯＲ演算子である。 （ｂ） ｚを、 ｚ＝ｚ＋ｂ（ｓd（ｉ）） ｍｏｄ ２５６ によって更新する。
ｂ（ｉ）（ｉ＝０，１，...，ｄ−１）からなるブロッ
クに対する署名を、ｋワードのキーｘ（ｊ）（ｊ＝０，
１，...，ｋ−１）によって生成する。ここで、ｄ，
ｉ，ｊ，およびｋは整数である。“署名”の生成プロセ
スは、１回に１つのデータワードに対して実行される。
この説明のために、ジャンブルプロセスが作用するワー
ドは８ビット長（０〜２５５の範囲を与える）であると
するが、他のワードサイズでも実行できる。“秘密”デ
ータブロック長は、次の鋸歯状波関数に組み込まれる。 ｓd（ｔ）＝ｔ （０≦ｔ≦ｄ−１） ｓd（ｔ）＝２ｄ−２−ｔ （ｄ≦ｔ≦２ｄ−３） ｓd（ｔ）＝ｓd（ｔ＋２ｄ−２） （すべてのｔに対して） この関数は、ｚ＝０およびｉ＝０から開始され、０≦ｉ
≦６ｄ−５の範囲で１ずつ増加する整数ｉに対する以下
のプロセスで用いられる。 （ａ） ｂ（ｓd（ｉ））を、 ｂ（ｓd（ｉ））＝ｂ（ｓd（ｉ））＋ｘ（ｉk）＋ＳＢＯＸ（ｚ） ｍｏｄ ２５６ によって更新する。ここで、 ｉk＝ｉ ｍｏｄ ｋ ＳＢＯＸ（ｚ）＝ｙ＋［ｙ／２０４８］ｍｏｄ２５６ ｙ＝（ｚ（＋）１６）（ｚ＋１１１）（ｚ） である。［ｙ／２０４８］はｙを２０４８で割った整数部を示し、（＋）はビッ トごとの排他的ＯＲ演算子である。 （ｂ） ｚを、 ｚ＝ｚ＋ｂ（ｓd（ｉ）） ｍｏｄ ２５６ によって更新する。
【００２１】上記のプロセスでは、データとキーの間に
明確な区別は無いことが分かる。従って、認証に用いら
れるどの符号列も、上記のプロセスでキーとして用いら
れる部分を有することができる。逆に、キーと結合され
たデータワードは、“認証”符号列と考えられる。各ワ
ードｂ（ｉ）（０≦ｉ≦ｄ−１）は１回に１つそれぞれ
ハッシングされ、ハッシングを“その場で”に行うこと
ができる。ハッシングプロセス自体には、追加のバッフ
ァは必要とされない。
明確な区別は無いことが分かる。従って、認証に用いら
れるどの符号列も、上記のプロセスでキーとして用いら
れる部分を有することができる。逆に、キーと結合され
たデータワードは、“認証”符号列と考えられる。各ワ
ードｂ（ｉ）（０≦ｉ≦ｄ−１）は１回に１つそれぞれ
ハッシングされ、ハッシングを“その場で”に行うこと
ができる。ハッシングプロセス自体には、追加のバッフ
ァは必要とされない。
【００２２】上述のプロセスで必要とされる操作は、シ
フト（２０４８による割り算）、切捨て（［］関数およ
びｍｏｄ２５６関数）、加算、乗算、およびビットごと
の排他的ＯＲ演算であるため、基本的な従来のプロセッ
サで簡単に実行できる。
フト（２０４８による割り算）、切捨て（［］関数およ
びｍｏｄ２５６関数）、加算、乗算、およびビットごと
の排他的ＯＲ演算であるため、基本的な従来のプロセッ
サで簡単に実行できる。
【００２３】図２のＳＳＤフィールドの初期化プロセス
に戻って、ＲＡＮＤＳＳＤシーケンスと、新規のＳＳＤ
フィールドの作成指示（図２の矢印１００）が移動ステ
ーションで受信されると、図４に従って新規のＳＳＤフ
ィールドが作成される。移動局ユニットは、ＥＳＮ指
定、Ａキー、ＲＡＮＤＳＳＤシーケンスを結合して認証
符号列（認証ストリング）を形成する。認証符号列はジ
ャンブルブロック１０１（前述）へ導かれ、ジャンブル
ブロック１０１はＳＳＤフィールドを出力する。ＳＳＤ
フィールドは２つのサブフィールドから構成される：認
証手順に用いられるＳＳＤ−Ａサブフィールド、および
音声プライバシー手順およびある信号メッセージの暗号
化（後述）に用いられるＳＳＤ−Ｂサブフィールドであ
る。注意すべき点は、上記のようにして形成されたＳＳ
Ｄフィールドを再分割することによって、または、最初
にＳＳＤフィールドを拡張することによって、さらに多
くのＳＳＤサブフィールドを作成することも可能である
ことである。ＳＳＤフィールド内のビット数を増大させ
るには、より多くのデータビットから開始するだけでよ
い。以下に述べるように、これは通常困難ではない。
に戻って、ＲＡＮＤＳＳＤシーケンスと、新規のＳＳＤ
フィールドの作成指示（図２の矢印１００）が移動ステ
ーションで受信されると、図４に従って新規のＳＳＤフ
ィールドが作成される。移動局ユニットは、ＥＳＮ指
定、Ａキー、ＲＡＮＤＳＳＤシーケンスを結合して認証
符号列（認証ストリング）を形成する。認証符号列はジ
ャンブルブロック１０１（前述）へ導かれ、ジャンブル
ブロック１０１はＳＳＤフィールドを出力する。ＳＳＤ
フィールドは２つのサブフィールドから構成される：認
証手順に用いられるＳＳＤ−Ａサブフィールド、および
音声プライバシー手順およびある信号メッセージの暗号
化（後述）に用いられるＳＳＤ−Ｂサブフィールドであ
る。注意すべき点は、上記のようにして形成されたＳＳ
Ｄフィールドを再分割することによって、または、最初
にＳＳＤフィールドを拡張することによって、さらに多
くのＳＳＤサブフィールドを作成することも可能である
ことである。ＳＳＤフィールド内のビット数を増大させ
るには、より多くのデータビットから開始するだけでよ
い。以下に述べるように、これは通常困難ではない。
【００２４】ホームＣＧＳＡプロセッサは、受信された
ＭＩＮ２およびＭＩＮ１指定に対応する移動局ユニット
のＥＳＮおよびＡキーを知っている。また、送信したＲ
ＡＮＤＳＳＤシーケンスも知っている。従って、ホーム
ＣＧＳＡプロセッサは、移動局ユニットのＳＳＤフィー
ルド生成プロセスと同じことを行うことができる。ＲＡ
ＮＤＳＳＤ信号を、ＥＳＮ指定およびＡキーと連結し、
前述のジャンブルプロセスによって、ＣＧＳＡプロセッ
サは新規のＳＳＤフィールドを生成し、それをＳＳＤ−
ＡおよびＳＳＤ−Ｂのサブフィールドに分割する。しか
し、ホームプロセッサで生成されたＳＳＤフィールドは
検証されねばならない。
ＭＩＮ２およびＭＩＮ１指定に対応する移動局ユニット
のＥＳＮおよびＡキーを知っている。また、送信したＲ
ＡＮＤＳＳＤシーケンスも知っている。従って、ホーム
ＣＧＳＡプロセッサは、移動局ユニットのＳＳＤフィー
ルド生成プロセスと同じことを行うことができる。ＲＡ
ＮＤＳＳＤ信号を、ＥＳＮ指定およびＡキーと連結し、
前述のジャンブルプロセスによって、ＣＧＳＡプロセッ
サは新規のＳＳＤフィールドを生成し、それをＳＳＤ−
ＡおよびＳＳＤ−Ｂのサブフィールドに分割する。しか
し、ホームプロセッサで生成されたＳＳＤフィールドは
検証されねばならない。
【００２５】図２のように、ＳＳＤフィールドの検証は
移動局ユニットによって開始される。移動局ユニットは
ブロック１０２においてランダム要求シーケンス（ＲＡ
ＮＤＢＳシーケンス）を生成し、サーバ基地局（移動局
ユニットが位置するエリアをサービスする基地局）を通
じてホームＣＧＳＡプロセッサへそれを送信する。図５
のように、ホームＣＧＳＡプロセッサは、ＲＡＮＤＢＳ
シーケンス、移動局ユニットのＥＳＮ、ＭＩＮ１指定、
新規作成したＳＳＤ−Ａを結合し、ジャンブルプロセス
で用いられる認証符号列を形成する。次に、ジャンブル
プロセスは、移動局へ送られるハッシングされた認証信
号ＡＵＴＨＢＳを生成する。移動局もまた、ＲＡＮＤＢ
Ｓシーケンス、ＥＳＮ指定、ＭＩＮ１指定、新規作成し
たＳＳＤ−Ａを結合し、ジャンブルプロセスで用いられ
る認証符号列を形成する。移動局は、そのジャンブルプ
ロセスの結果と、ホームＣＧＳＡプロセッサからのハッ
シングされた認証信号（ＡＵＴＨＢＳ）とを比較する。
比較ステップ（ブロック１０４）で一致すると、移動局
は、ＳＳＤフィールドのアップデートに成功したことを
示す確認メッセージを、ホームＣＧＳＡプロセッサへ送
る。一致しない場合には、その比較結果を移動局が送信
する。
移動局ユニットによって開始される。移動局ユニットは
ブロック１０２においてランダム要求シーケンス（ＲＡ
ＮＤＢＳシーケンス）を生成し、サーバ基地局（移動局
ユニットが位置するエリアをサービスする基地局）を通
じてホームＣＧＳＡプロセッサへそれを送信する。図５
のように、ホームＣＧＳＡプロセッサは、ＲＡＮＤＢＳ
シーケンス、移動局ユニットのＥＳＮ、ＭＩＮ１指定、
新規作成したＳＳＤ−Ａを結合し、ジャンブルプロセス
で用いられる認証符号列を形成する。次に、ジャンブル
プロセスは、移動局へ送られるハッシングされた認証信
号ＡＵＴＨＢＳを生成する。移動局もまた、ＲＡＮＤＢ
Ｓシーケンス、ＥＳＮ指定、ＭＩＮ１指定、新規作成し
たＳＳＤ−Ａを結合し、ジャンブルプロセスで用いられ
る認証符号列を形成する。移動局は、そのジャンブルプ
ロセスの結果と、ホームＣＧＳＡプロセッサからのハッ
シングされた認証信号（ＡＵＴＨＢＳ）とを比較する。
比較ステップ（ブロック１０４）で一致すると、移動局
は、ＳＳＤフィールドのアップデートに成功したことを
示す確認メッセージを、ホームＣＧＳＡプロセッサへ送
る。一致しない場合には、その比較結果を移動局が送信
する。
【００２６】移動局が初期化されても、ＳＳＤフィール
ドは、ホームＣＧＳＡプロセッサが新規のＳＳＤフィー
ルドを生成することを指示するまで、そのまま保持され
る。新規のＳＳＤフィールドの作成は例えば、ＳＳＤフ
ィールドが傍受されたことが認められる場合に生じる。
そのような場合、ホームＣＧＳＡプロセッサは移動局に
もう一つのＲＡＮＤＳＳＤシーケンスを送り、新規のＳ
ＳＤフィールドを生成するように指示する。
ドは、ホームＣＧＳＡプロセッサが新規のＳＳＤフィー
ルドを生成することを指示するまで、そのまま保持され
る。新規のＳＳＤフィールドの作成は例えば、ＳＳＤフ
ィールドが傍受されたことが認められる場合に生じる。
そのような場合、ホームＣＧＳＡプロセッサは移動局に
もう一つのＲＡＮＤＳＳＤシーケンスを送り、新規のＳ
ＳＤフィールドを生成するように指示する。
【００２７】前述のように、セルラ電話では各基地局か
ら、そのセル内のすべての移動局ユニットのために、種
々の情報信号が送信される。図１の構成では、基地局か
ら送信される信号の一つは、ランダムあるいは疑似ラン
ダムシーケンス（ＲＡＮＤシーケンス）である。ＲＡＮ
Ｄシーケンスは、移動局ユニットで生成および送信され
た信号をランダム化する、種々の認証プロセスに用いら
れる。ＲＡＮＤシーケンスは、記録／再生による攻撃を
防ぐために定期的に変更されねばならない。ＲＡＮＤ信
号の変更周期の設定方法として、予想される平均通話時
間より短く設定する方法がある。従って、通常移動局で
は、連続する通話に対して異なったＲＡＮＤ信号を用い
ることになる。
ら、そのセル内のすべての移動局ユニットのために、種
々の情報信号が送信される。図１の構成では、基地局か
ら送信される信号の一つは、ランダムあるいは疑似ラン
ダムシーケンス（ＲＡＮＤシーケンス）である。ＲＡＮ
Ｄシーケンスは、移動局ユニットで生成および送信され
た信号をランダム化する、種々の認証プロセスに用いら
れる。ＲＡＮＤシーケンスは、記録／再生による攻撃を
防ぐために定期的に変更されねばならない。ＲＡＮＤ信
号の変更周期の設定方法として、予想される平均通話時
間より短く設定する方法がある。従って、通常移動局で
は、連続する通話に対して異なったＲＡＮＤ信号を用い
ることになる。
【００２８】本発明の１つの目的によれば、移動局ユニ
ットは、セルに入ったことを検知するとすぐに認証可能
なように基地局に登録する。移動局ユニットが認証され
た場合にのみ、移動局ユニットが発呼すること、あるい
は、基地局から移動局ユニットへ呼を転送することがで
きる。
ットは、セルに入ったことを検知するとすぐに認証可能
なように基地局に登録する。移動局ユニットが認証され
た場合にのみ、移動局ユニットが発呼すること、あるい
は、基地局から移動局ユニットへ呼を転送することがで
きる。
【００２９】移動局ユニットは、登録プロセスを開始す
ると、基地局によって同報されたＲＡＮＤシーケンスを
受信し、そのＭＩＮ１およびＭＩＮ２指定ならびにその
ＥＳＮシーケンスを、ハッシュ認証ストリングとともに
（平文で）送信する。図６に従って、ＲＡＮＤシーケン
ス、ＥＳＮシーケンス、ＭＩＮ１指定およびＳＳＤ−Ａ
サブフィールドを連結して認証ストリングを形成し、そ
の認証ストリングをジャンブルプロセスに送ることによ
って、、ハッシュ認証ストリングが導出される。ジャン
ブルプロセスの出力のハッシュ認証ストリングは、ＥＳ
Ｎシーケンスとともにサーバ基地局に送られる。
ると、基地局によって同報されたＲＡＮＤシーケンスを
受信し、そのＭＩＮ１およびＭＩＮ２指定ならびにその
ＥＳＮシーケンスを、ハッシュ認証ストリングとともに
（平文で）送信する。図６に従って、ＲＡＮＤシーケン
ス、ＥＳＮシーケンス、ＭＩＮ１指定およびＳＳＤ−Ａ
サブフィールドを連結して認証ストリングを形成し、そ
の認証ストリングをジャンブルプロセスに送ることによ
って、、ハッシュ認証ストリングが導出される。ジャン
ブルプロセスの出力のハッシュ認証ストリングは、ＥＳ
Ｎシーケンスとともにサーバ基地局に送られる。
【００３０】ある実施例では、移動局ユニットによって
使用されるＲＡＮＤシーケンスの全部または一部もまた
（ＥＳＮシーケンスならびにＭＩＮ１およびＭＩＮ２指
定とともに）サーバ基地局に送られる。その理由は、ハ
ッシュ認証ストリングが基地局に到達するときまでにＲ
ＡＮＤ値が変化する可能性があるためである。
使用されるＲＡＮＤシーケンスの全部または一部もまた
（ＥＳＮシーケンスならびにＭＩＮ１およびＭＩＮ２指
定とともに）サーバ基地局に送られる。その理由は、ハ
ッシュ認証ストリングが基地局に到達するときまでにＲ
ＡＮＤ値が変化する可能性があるためである。
【００３１】基地局側では、サーバ基地局は、ＲＡＮＤ
シーケンスを知っており（基地局がそれを作成したた
め）、また、移動局ユニットが確認したＥＳＮならびに
ＭＩＮ２およびＭＩＮ１指定をも知っている。しかし、
サーバ基地局は、移動局ユニットのＳＳＤフィールドは
知らない。サーバ基地局が（ＭＩＮ１およびＭＩＮ２指
定から）知っているのは、移動局ユニットのホームＣＧ
ＳＡプロセッサの識別情報である。
シーケンスを知っており（基地局がそれを作成したた
め）、また、移動局ユニットが確認したＥＳＮならびに
ＭＩＮ２およびＭＩＮ１指定をも知っている。しかし、
サーバ基地局は、移動局ユニットのＳＳＤフィールドは
知らない。サーバ基地局が（ＭＩＮ１およびＭＩＮ２指
定から）知っているのは、移動局ユニットのホームＣＧ
ＳＡプロセッサの識別情報である。
【００３２】その結果、認証プロセスは、移動局ユニッ
トのホームＣＧＳＡプロセッサへ、ＭＩＮ１指定、ＥＳ
Ｎシーケンス、移動局ユニットが作成し送信したハッシ
ュ認証ストリング、およびサーバ基地局が同報した（そ
して、移動局ユニットが、作成したハッシュ認証ストリ
ングに組み込んだ）ＲＡＮＤシーケンスを送ることによ
って進行する。移動局ユニットのＭＩＮ１指定およびＥ
ＳＮシーケンスから、ホームＣＧＳＡプロセッサは、移
動局ユニットの識別情報、およびそれによって、移動局
ユニットのＳＳＤ−Ａサブフィールドを知る。
トのホームＣＧＳＡプロセッサへ、ＭＩＮ１指定、ＥＳ
Ｎシーケンス、移動局ユニットが作成し送信したハッシ
ュ認証ストリング、およびサーバ基地局が同報した（そ
して、移動局ユニットが、作成したハッシュ認証ストリ
ングに組み込んだ）ＲＡＮＤシーケンスを送ることによ
って進行する。移動局ユニットのＭＩＮ１指定およびＥ
ＳＮシーケンスから、ホームＣＧＳＡプロセッサは、移
動局ユニットの識別情報、およびそれによって、移動局
ユニットのＳＳＤ−Ａサブフィールドを知る。
【００３３】従って、ホームＣＧＳＡプロセッサは、移
動局ユニットがしたのと同じように認証ストリングを作
成し、それをジャンブルプロセス（図６）に送ることが
できる。移動局ユニットのホームＣＧＳＡプロセッサに
よって作成されたハッシュ認証ストリングが、移動局ユ
ニットで作成されサーバ基地局によって提供されたハッ
シュ認証ストリングと一致した場合、確認は成功と認め
られる。このような場合、ホームＣＧＳＡプロセッサは
サーバ基地局に移動局ユニットのＳＳＤフィールドを提
供する。ちなみに、ＥＳＮ指定およびＳＳＤフィールド
を安全に保持するため、基地局とＣＧＳＡプロセッサの
間の通信は暗号化形式で実行される。
動局ユニットがしたのと同じように認証ストリングを作
成し、それをジャンブルプロセス（図６）に送ることが
できる。移動局ユニットのホームＣＧＳＡプロセッサに
よって作成されたハッシュ認証ストリングが、移動局ユ
ニットで作成されサーバ基地局によって提供されたハッ
シュ認証ストリングと一致した場合、確認は成功と認め
られる。このような場合、ホームＣＧＳＡプロセッサは
サーバ基地局に移動局ユニットのＳＳＤフィールドを提
供する。ちなみに、ＥＳＮ指定およびＳＳＤフィールド
を安全に保持するため、基地局とＣＧＳＡプロセッサの
間の通信は暗号化形式で実行される。
【００３４】上記のプロトコルでは、移動局ユニットの
ＣＧＳＡプロセッサは、ハッシュ認証ストリングの正当
性の確認を試みる。確認が失敗した場合、ＣＧＳＡプロ
セッサは、サーバ基地局に対し、移動局ユニットは認証
されなかったことを通知し、移動局ユニットとの接続を
放棄するか、または、移動局ユニットに登録プロセスの
再試行を指示することを提案する。登録プロセスを再試
行するためには、ホームＣＧＳＡプロセッサは、認証プ
ロセスへの関与を続行するか、または、それをサーバ基
地局に委任することができる。
ＣＧＳＡプロセッサは、ハッシュ認証ストリングの正当
性の確認を試みる。確認が失敗した場合、ＣＧＳＡプロ
セッサは、サーバ基地局に対し、移動局ユニットは認証
されなかったことを通知し、移動局ユニットとの接続を
放棄するか、または、移動局ユニットに登録プロセスの
再試行を指示することを提案する。登録プロセスを再試
行するためには、ホームＣＧＳＡプロセッサは、認証プ
ロセスへの関与を続行するか、または、それをサーバ基
地局に委任することができる。
【００３５】後者の場合、サーバ基地局はホームＣＧＳ
Ａプロセッサに対し移動局ユニットのＥＳＮシーケンス
およびＭＩＮ１指定を通知し、ＣＧＳＡプロセッサは移
動局ユニットのＳＳＤフィールドおよびＳＳＤフィール
ドの作成に使用されたＲＡＮＤＳＳＤを応答する。その
後、ハッシュ認証ストリングを作成し、それを移動局ユ
ニットによって送信されたハッシュ認証ストリングと比
較するという意味で、認証がサーバ基地局によって実行
される。続いて、サーバ局が移動局ユニットにＲＡＮＤ
ＳＳＤを送信することによって、ホームＣＧＳＡプロセ
スなしで再試行指令が実行可能となる。この「登録」プ
ロトコルを図３に示す。
Ａプロセッサに対し移動局ユニットのＥＳＮシーケンス
およびＭＩＮ１指定を通知し、ＣＧＳＡプロセッサは移
動局ユニットのＳＳＤフィールドおよびＳＳＤフィール
ドの作成に使用されたＲＡＮＤＳＳＤを応答する。その
後、ハッシュ認証ストリングを作成し、それを移動局ユ
ニットによって送信されたハッシュ認証ストリングと比
較するという意味で、認証がサーバ基地局によって実行
される。続いて、サーバ局が移動局ユニットにＲＡＮＤ
ＳＳＤを送信することによって、ホームＣＧＳＡプロセ
スなしで再試行指令が実行可能となる。この「登録」プ
ロトコルを図３に示す。
【００３６】移動局ユニットが（上記のプロセスによっ
て）サーバ基地局に「登録」されると、サーバ基地局は
移動局ユニットのＥＳＮおよびＳＳＤフィールドを所有
し、そのセルでの以後の認証プロセスは、次の１つの場
合を除いてホームＣＧＳＡプロセッサの参照なしにサー
バ基地局で実行可能である。何らかの理由で、ＳＳＤフ
ィールドを変更したい場合には、通信はホームＣＧＳＡ
プロセッサと移動局ユニットの間で有効であり、サーバ
基地局はこの通信のための通路としてのみ作用する。そ
の理由は、新たなＳＳＤフィールドの作成は秘密Ａキー
へのアクセスを必要とし、ＣＧＳＡプロセッサ以外によ
るＡキーへのアクセスは全く許されていないためであ
る。
て）サーバ基地局に「登録」されると、サーバ基地局は
移動局ユニットのＥＳＮおよびＳＳＤフィールドを所有
し、そのセルでの以後の認証プロセスは、次の１つの場
合を除いてホームＣＧＳＡプロセッサの参照なしにサー
バ基地局で実行可能である。何らかの理由で、ＳＳＤフ
ィールドを変更したい場合には、通信はホームＣＧＳＡ
プロセッサと移動局ユニットの間で有効であり、サーバ
基地局はこの通信のための通路としてのみ作用する。そ
の理由は、新たなＳＳＤフィールドの作成は秘密Ａキー
へのアクセスを必要とし、ＣＧＳＡプロセッサ以外によ
るＡキーへのアクセスは全く許されていないためであ
る。
【００３７】従って、新たなＳＳＤフィールドが作成さ
れ移動局ユニットがホームＣＧＳＡのエリアに存在しな
い場合、次のことが起こる。 ・ ホームＣＧＳＡプロセッサはＲＡＮＤＳＳＤシーケ
ンスを作成し、そのＲＡＮＤＳＳＤシーケンスに基づい
てＳＳＤフィールドを変更する。 ・ ホームＣＧＳＡプロセッサはサーバ基地局にＲＡＮ
ＤＳＳＤシーケンスおよび新たに作成したＳＳＤフィー
ルドを提供する。 ・ サーバ基地局は、移動局ユニットに対し、ＳＳＤフ
ィールドを変更するよう指示し、移動局ユニットにＲＡ
ＮＤＳＳＤシーケンスを提供する。 ・ 移動局ユニットはＳＳＤフィールドを変更し、サー
バ基地局に要求ストリングを送る。 ・ サーバ基地局は（上記の）ＡＵＴＨＢＳストリング
を作成し、それを移動局ユニットに送る。 ・ 移動局ユニットはＡＵＴＨＢＳストリングを確認
し、サーバ基地局に対し、移動局ユニットおよびサーバ
基地局の両方が同一のＳＳＤフィールドを有することを
通知する。
れ移動局ユニットがホームＣＧＳＡのエリアに存在しな
い場合、次のことが起こる。 ・ ホームＣＧＳＡプロセッサはＲＡＮＤＳＳＤシーケ
ンスを作成し、そのＲＡＮＤＳＳＤシーケンスに基づい
てＳＳＤフィールドを変更する。 ・ ホームＣＧＳＡプロセッサはサーバ基地局にＲＡＮ
ＤＳＳＤシーケンスおよび新たに作成したＳＳＤフィー
ルドを提供する。 ・ サーバ基地局は、移動局ユニットに対し、ＳＳＤフ
ィールドを変更するよう指示し、移動局ユニットにＲＡ
ＮＤＳＳＤシーケンスを提供する。 ・ 移動局ユニットはＳＳＤフィールドを変更し、サー
バ基地局に要求ストリングを送る。 ・ サーバ基地局は（上記の）ＡＵＴＨＢＳストリング
を作成し、それを移動局ユニットに送る。 ・ 移動局ユニットはＡＵＴＨＢＳストリングを確認
し、サーバ基地局に対し、移動局ユニットおよびサーバ
基地局の両方が同一のＳＳＤフィールドを有することを
通知する。
【００３８】サーバ基地局によって登録された後、移動
局ユニットは図７の認証プロセスとともに通話を開始す
ることができる。通話開始シーケンスは、信号ＲＡＮ
Ｄ、ＥＳＮ、ＳＳＤ−Ａおよび少なくともいくつかの被
呼者識別（電話）番号（図７のＭＩＮ３）を連結したも
のである。連結された信号は、サーバ基地局が確認可能
なハッシュ認証シーケンスを生成するためにジャンブル
プロセスに送られる。もちろん、サーバ基地局での確認
を可能にするためには、被呼者識別情報（および、以前
のように、おそらくＲＡＮＤ信号の一部）は基地局が受
信可能な方法（例えば平文）で送信されなければならな
い。認証シーケンスが確認されると、基地局は呼を処理
し被呼者への接続を形成することが可能となる。
局ユニットは図７の認証プロセスとともに通話を開始す
ることができる。通話開始シーケンスは、信号ＲＡＮ
Ｄ、ＥＳＮ、ＳＳＤ−Ａおよび少なくともいくつかの被
呼者識別（電話）番号（図７のＭＩＮ３）を連結したも
のである。連結された信号は、サーバ基地局が確認可能
なハッシュ認証シーケンスを生成するためにジャンブル
プロセスに送られる。もちろん、サーバ基地局での確認
を可能にするためには、被呼者識別情報（および、以前
のように、おそらくＲＡＮＤ信号の一部）は基地局が受
信可能な方法（例えば平文）で送信されなければならな
い。認証シーケンスが確認されると、基地局は呼を処理
し被呼者への接続を形成することが可能となる。
【００３９】移動局ユニットが「被呼者」である場合に
移動局ユニットに接続するためのプロトコルは図６の登
録プロトコルに従う。すなわち、サーバ基地局は、被呼
移動局に対し、ＲＡＮＤシーケンス、ＥＳＮ指定、ＭＩ
Ｎ１指定およびＳＳＤ−Ａサブフィールドから作成され
た認証シーケンスを送信するよう要求する。認証が実行
されると、基地局と被呼者移動局ユニットの間には、被
呼者移動局ユニットが発呼移動局ユニット（または固定
局ユニット）との間でデータを送受信するためのパスが
設定される。
移動局ユニットに接続するためのプロトコルは図６の登
録プロトコルに従う。すなわち、サーバ基地局は、被呼
移動局に対し、ＲＡＮＤシーケンス、ＥＳＮ指定、ＭＩ
Ｎ１指定およびＳＳＤ−Ａサブフィールドから作成され
た認証シーケンスを送信するよう要求する。認証が実行
されると、基地局と被呼者移動局ユニットの間には、被
呼者移動局ユニットが発呼移動局ユニット（または固定
局ユニット）との間でデータを送受信するためのパスが
設定される。
【００４０】上記のすべての認証は、認証されるパケッ
トすなわちストリング自体に関してのみ（確認されると
いう意味で）有効であることに注意すべきである。その
他の場合にセキュリティを強化するためには、３つの異
なる付加的なセキュリティ手段が使用可能である。それ
らは、音声暗号化、臨時の再認証、および制御メッセー
ジ暗号化である。
トすなわちストリング自体に関してのみ（確認されると
いう意味で）有効であることに注意すべきである。その
他の場合にセキュリティを強化するためには、３つの異
なる付加的なセキュリティ手段が使用可能である。それ
らは、音声暗号化、臨時の再認証、および制御メッセー
ジ暗号化である。
【００４１】［音声暗号化］ 音声信号は、最初にそれをディジタル形式に変換するこ
とによって暗号化される。これはさまざまな従来の方法
で実現可能であり、圧縮や誤り訂正符号を加えることも
できる。ディジタル信号のビットはＫビットからなる連
続するグループに分割され、各グループが暗号化され
る。特に、移動局ユニットおよび基地局の両方におい
て、ＲＡＮＤシーケンス、ＥＳＮおよびＭＩＮ１指定、
ならびにＳＳＤ−Ｂサブフィールドは連結されジャンブ
ルプロセスに送られる。
とによって暗号化される。これはさまざまな従来の方法
で実現可能であり、圧縮や誤り訂正符号を加えることも
できる。ディジタル信号のビットはＫビットからなる連
続するグループに分割され、各グループが暗号化され
る。特に、移動局ユニットおよび基地局の両方におい
て、ＲＡＮＤシーケンス、ＥＳＮおよびＭＩＮ１指定、
ならびにＳＳＤ−Ｂサブフィールドは連結されジャンブ
ルプロセスに送られる。
【００４２】ジャンブルプロセスは２Ｋビットを生成
し、これらのビットはそれぞれＫビットからなるグルー
プＡおよびＢに分割される。移動局ユニットでは、グル
ープＡが出力音声を暗号化するために使用され、グルー
プＢが入力音声を解読するために使用される。逆に、基
地局では、グループＡが入力音声を解読するために使用
され、グループＢが出力音声を暗号化するために使用さ
れる。図８はこの音声暗号化および解読プロセスを示
す。
し、これらのビットはそれぞれＫビットからなるグルー
プＡおよびＢに分割される。移動局ユニットでは、グル
ープＡが出力音声を暗号化するために使用され、グルー
プＢが入力音声を解読するために使用される。逆に、基
地局では、グループＡが入力音声を解読するために使用
され、グループＢが出力音声を暗号化するために使用さ
れる。図８はこの音声暗号化および解読プロセスを示
す。
【００４３】［再認証］ 基地局の希望により、基地局によってアクティブである
と信じられている移動局ユニットが、実際に、アクティ
ブであると認定された移動局ユニットであることを確認
するために、再認証プロセスが開始される。これは、基
地局が、移動局ユニットに対し、図９に従ってハッシュ
認証ストリングの送信を要求することによって実現され
る。このような各要求とともに、基地局は特殊な（ＲＡ
ＮＤＵ）シーケンスを送信する。移動局ユニットは、Ｒ
ＡＮＤＵシーケンス、移動局ユニットのエリアコードＭ
ＩＮ２指定、ＥＳＮ指定、ＭＩＮ１指定およびＳＳＤ−
Ａ指定を連結することによって認証ストリングを作成す
る。連結されたストリングはジャンブルプロセスに送ら
れ、生じたハッシュ認証ストリングが基地局に送られ
る。基地局は、この時点で、ハッシュ認証ストリングが
正当であることを確認することができる。
と信じられている移動局ユニットが、実際に、アクティ
ブであると認定された移動局ユニットであることを確認
するために、再認証プロセスが開始される。これは、基
地局が、移動局ユニットに対し、図９に従ってハッシュ
認証ストリングの送信を要求することによって実現され
る。このような各要求とともに、基地局は特殊な（ＲＡ
ＮＤＵ）シーケンスを送信する。移動局ユニットは、Ｒ
ＡＮＤＵシーケンス、移動局ユニットのエリアコードＭ
ＩＮ２指定、ＥＳＮ指定、ＭＩＮ１指定およびＳＳＤ−
Ａ指定を連結することによって認証ストリングを作成す
る。連結されたストリングはジャンブルプロセスに送ら
れ、生じたハッシュ認証ストリングが基地局に送られ
る。基地局は、この時点で、ハッシュ認証ストリングが
正当であることを確認することができる。
【００４４】［制御メッセージ暗号化システム］ 第３のセキュリティ手段は、制御メッセージのプライバ
シー（秘密性）の保証を取り扱う。設定された通話の間
に、制御メッセージの送信を要求するさまざまな状況が
生じることがある。ある場合は、制御メッセージは発呼
移動局または基地局に重大な悪影響を与えることがあ
る。このため、対話の進行中に送信されるある種の制御
メッセージを（十分に）暗号化することが所望される。
あるいは、選択されたメッセージ種の選択されたフィー
ルドを暗号化することも可能である。これは、クレジッ
トカード番号のような「データ」制御メッセージや、通
話再定義制御メッセージを含む。これは制御メッセージ
暗号化システムによって実現される。
シー（秘密性）の保証を取り扱う。設定された通話の間
に、制御メッセージの送信を要求するさまざまな状況が
生じることがある。ある場合は、制御メッセージは発呼
移動局または基地局に重大な悪影響を与えることがあ
る。このため、対話の進行中に送信されるある種の制御
メッセージを（十分に）暗号化することが所望される。
あるいは、選択されたメッセージ種の選択されたフィー
ルドを暗号化することも可能である。これは、クレジッ
トカード番号のような「データ」制御メッセージや、通
話再定義制御メッセージを含む。これは制御メッセージ
暗号化システムによって実現される。
【００４５】制御メッセージ暗号化システム（ＣＭＣ）
は以下の性質を有する対称鍵暗号化システムである。 （１） 比較的安全である。 （２） ８ビットコンピュータ上で効率的に動作する。 （３） 自己反転的である。
は以下の性質を有する対称鍵暗号化システムである。 （１） 比較的安全である。 （２） ８ビットコンピュータ上で効率的に動作する。 （３） 自己反転的である。
【００４６】ＣＭＣの暗号鍵は、次のようにして「秘
密」（例えば、ＳＳＤ−Ｂサブフィールド）から導出さ
れる、２５６バイトの配列ＴＢＯＸ［ｚ］である。 １． ０≦ｚ＜２５６の範囲の各ｚに対し、ＴＢＯＸ
［ｚ］＝ｚとおく。 ２． 配列ＴＢＯＸ［ｚ］および秘密（ＳＳＤ−Ｂ）を
ジャンブルプロセスに送る。これは、本質的に、（図８
では２５６バイトではなく２Ｋビットであることを除い
ては）図８の要素３０１、３０２および３０３で示され
たものである。
密」（例えば、ＳＳＤ−Ｂサブフィールド）から導出さ
れる、２５６バイトの配列ＴＢＯＸ［ｚ］である。 １． ０≦ｚ＜２５６の範囲の各ｚに対し、ＴＢＯＸ
［ｚ］＝ｚとおく。 ２． 配列ＴＢＯＸ［ｚ］および秘密（ＳＳＤ−Ｂ）を
ジャンブルプロセスに送る。これは、本質的に、（図８
では２５６バイトではなく２Ｋビットであることを除い
ては）図８の要素３０１、３０２および３０３で示され
たものである。
【００４７】鍵が導出されると、ＣＭＣが、制御メッセ
ージを暗号化および解読するために使用可能となる。あ
るいは、鍵が使用されるたびごとに、鍵を「その場で」
導出することも可能である。ＣＭＣは複数バイトの可変
長メッセージを暗号化する能力を有する。ＣＭＣの作用
は自己反転的、あるいは逆数的である。すなわち、平文
を生じるために暗号文に対してなされる操作と、暗号文
を生じるために平文に対してなされる操作が、完全に同
一である。従って、ＣＭＣ操作を２度実行すると、デー
タは不変のままである。
ージを暗号化および解読するために使用可能となる。あ
るいは、鍵が使用されるたびごとに、鍵を「その場で」
導出することも可能である。ＣＭＣは複数バイトの可変
長メッセージを暗号化する能力を有する。ＣＭＣの作用
は自己反転的、あるいは逆数的である。すなわち、平文
を生じるために暗号文に対してなされる操作と、暗号文
を生じるために平文に対してなされる操作が、完全に同
一である。従って、ＣＭＣ操作を２度実行すると、デー
タは不変のままである。
【００４８】以下の説明では、暗号化プロセス（および
解読プロセス）に対し、平文（または暗号文）はデータ
バッファ内に存在し、ＣＭＣは、そのデータバッファの
内容に対し、データバッファの最終内容が暗号文（また
は平文）を構成するように作用する、と仮定する。これ
は、図１０の要素５０２および５０４が１つの同一のレ
ジスタでよいことを意味する。
解読プロセス）に対し、平文（または暗号文）はデータ
バッファ内に存在し、ＣＭＣは、そのデータバッファの
内容に対し、データバッファの最終内容が暗号文（また
は平文）を構成するように作用する、と仮定する。これ
は、図１０の要素５０２および５０４が１つの同一のレ
ジスタでよいことを意味する。
【００４９】ＣＭＣは３つの連続する段階からなり、そ
れぞれデータバッファ内の各バイト列を変更する。デー
タバッファの長さがｄバイトであり、各バイトをｂ
（ｉ）で表すとき、０≦ｉ＜ｄの範囲のｉに対し、 Ｉ．ＣＭＣの第１段階は次の通りである。 １． 変数ｚを０に初期化する。 ２． ０≦ｉ＜ｄの範囲の連続する整数値ｉに対し、 ａ． 変数ｑを、ｑ＝ｚ（＋）（ｉの下位バイト）とす
る。ただし、（＋）はビットごとの排他的ＯＲ演算子で
ある。 ｂ． 変数ｋを、ｋ＝ＴＢＯＸ［ｑ］とする。 ｃ． ｂ（ｉ）を、ｂ（ｉ）＝ｂ（ｉ）＋ｋ ｍｏｄ
２５６ と更新する。 ｄ． ｚを、ｚ＝ｂ（ｉ）＋ｚ ｍｏｄ ２５６ と更
新する。
れぞれデータバッファ内の各バイト列を変更する。デー
タバッファの長さがｄバイトであり、各バイトをｂ
（ｉ）で表すとき、０≦ｉ＜ｄの範囲のｉに対し、 Ｉ．ＣＭＣの第１段階は次の通りである。 １． 変数ｚを０に初期化する。 ２． ０≦ｉ＜ｄの範囲の連続する整数値ｉに対し、 ａ． 変数ｑを、ｑ＝ｚ（＋）（ｉの下位バイト）とす
る。ただし、（＋）はビットごとの排他的ＯＲ演算子で
ある。 ｂ． 変数ｋを、ｋ＝ＴＢＯＸ［ｑ］とする。 ｃ． ｂ（ｉ）を、ｂ（ｉ）＝ｂ（ｉ）＋ｋ ｍｏｄ
２５６ と更新する。 ｄ． ｚを、ｚ＝ｂ（ｉ）＋ｚ ｍｏｄ ２５６ と更
新する。
【００５０】ＩＩ． ＣＭＣの第２段階は、次の通りで
ある。 １． ０≦ｉ＜（ｄ−１）／２の範囲のすべての整数値
ｉに対し、ｂ（ｉ）＝ｂ（ｉ）＃（ｂ（ｄ−１−ｉ）Ｏ
Ｒ １） とする。ただし、（＋）はビットごとのＯＲ
演算子である。 ＩＩＩ． ＣＭＣの最終段階は、第１段階の逆である解
読である。 １． 変数ｚを０に初期化する。 ２． ０≦ｉ＜ｄの範囲の連続する整数値ｉに対し、 ａ． 変数ｑを、ｑ＝ｚ（＋）（ｉの下位バイト）とす
る。 ｂ． 変数ｋを、ｋ＝ＴＢＯＸ［ｑ］とする。 ｃ． ｚを、ｚ＝ｂ（ｉ）＋ｚ ｍｏｄ ２５６ と更
新する。 ｄ． ｂ（ｉ）を、ｂ（ｉ）＝ｂ（ｉ）−ｋ ｍｏｄ
２５６ と更新する。
ある。 １． ０≦ｉ＜（ｄ−１）／２の範囲のすべての整数値
ｉに対し、ｂ（ｉ）＝ｂ（ｉ）＃（ｂ（ｄ−１−ｉ）Ｏ
Ｒ １） とする。ただし、（＋）はビットごとのＯＲ
演算子である。 ＩＩＩ． ＣＭＣの最終段階は、第１段階の逆である解
読である。 １． 変数ｚを０に初期化する。 ２． ０≦ｉ＜ｄの範囲の連続する整数値ｉに対し、 ａ． 変数ｑを、ｑ＝ｚ（＋）（ｉの下位バイト）とす
る。 ｂ． 変数ｋを、ｋ＝ＴＢＯＸ［ｑ］とする。 ｃ． ｚを、ｚ＝ｂ（ｉ）＋ｚ ｍｏｄ ２５６ と更
新する。 ｄ． ｂ（ｉ）を、ｂ（ｉ）＝ｂ（ｉ）−ｋ ｍｏｄ
２５６ と更新する。
【００５１】選択された制御メッセージおよびデータメ
ッセージを暗号化および解読するために使用されるこれ
ら３段階のプロセスを図１０に示す。１つの所望される
実施例では、第１段階および第３段階はそれぞれ自動鍵
暗号化および解読である。自動鍵システムは、システム
の出力が以後のシステムの出力に影響を与えるように使
用されるような時変システムである。暗号および自動鍵
システムに関するこれ以上のことは、W. Diffie and M.
E. Hellman, "Privacy and Authentication:An Introd
uction to Cryptography"（プライバシーと認証：暗号
入門）, Proc.of the I.E.E.E., Vol.67, No.3（１９７
９年３月）を参照。
ッセージを暗号化および解読するために使用されるこれ
ら３段階のプロセスを図１０に示す。１つの所望される
実施例では、第１段階および第３段階はそれぞれ自動鍵
暗号化および解読である。自動鍵システムは、システム
の出力が以後のシステムの出力に影響を与えるように使
用されるような時変システムである。暗号および自動鍵
システムに関するこれ以上のことは、W. Diffie and M.
E. Hellman, "Privacy and Authentication:An Introd
uction to Cryptography"（プライバシーと認証：暗号
入門）, Proc.of the I.E.E.E., Vol.67, No.3（１９７
９年３月）を参照。
【００５２】［移動局ユニット機器］ 図１１は、移動局ユニットハードウェアのブロック図で
ある。これは、セルラ電話のキーパッド、受話器および
装置の電源制御スイッチ（図示せず）を含む制御ブロッ
ク２００を有する。制御ブロック２００はプロセッサ２
１０に接続される。プロセッサ２１０は、音声信号をデ
ィジタル表現に変換すること、誤り訂正符号を組み込む
こと、出力ディジタル音声信号を暗号化すること、入力
音声信号を解読すること、さまざまな制御メッセージを
形成および暗号化（さらに解読）すること、などのよう
な、移動局ユニットの動作を制御する。
ある。これは、セルラ電話のキーパッド、受話器および
装置の電源制御スイッチ（図示せず）を含む制御ブロッ
ク２００を有する。制御ブロック２００はプロセッサ２
１０に接続される。プロセッサ２１０は、音声信号をデ
ィジタル表現に変換すること、誤り訂正符号を組み込む
こと、出力ディジタル音声信号を暗号化すること、入力
音声信号を解読すること、さまざまな制御メッセージを
形成および暗号化（さらに解読）すること、などのよう
な、移動局ユニットの動作を制御する。
【００５３】ブロック２１０は、信号の送受信に関連す
る回路の集合からなるブロック２２０に結合される。ブ
ロック２００〜２２０は、市販の移動電話装置によって
現在実行されている機能を実行する（市販の装置は暗号
化および解読は実行しないが）、基本的には従来のブロ
ックである。これまで説明した認証および暗号化プロセ
スを実現するため、図１１の装置は、プロセッサ２１０
に結合したいくつかのレジスタからなるブロック２４０
と、同じくプロセッサ２１０に結合した「個性」モジュ
ール２３０をも含む。モジュール２３０は、移動電話装
置の物理的構造の一部でもよいし、ソケットインタフェ
ースを通じて移動電話装置に結合した取り外し可能（か
つはめ込み可能）なモジュールでもよい。これは、電磁
パスすなわち接続を通じてプロセッサ２１０に結合して
もよい。要するに、モジュール２３０は、例えば、「ス
マートカード」である。
る回路の集合からなるブロック２２０に結合される。ブ
ロック２００〜２２０は、市販の移動電話装置によって
現在実行されている機能を実行する（市販の装置は暗号
化および解読は実行しないが）、基本的には従来のブロ
ックである。これまで説明した認証および暗号化プロセ
スを実現するため、図１１の装置は、プロセッサ２１０
に結合したいくつかのレジスタからなるブロック２４０
と、同じくプロセッサ２１０に結合した「個性」モジュ
ール２３０をも含む。モジュール２３０は、移動電話装
置の物理的構造の一部でもよいし、ソケットインタフェ
ースを通じて移動電話装置に結合した取り外し可能（か
つはめ込み可能）なモジュールでもよい。これは、電磁
パスすなわち接続を通じてプロセッサ２１０に結合して
もよい。要するに、モジュール２３０は、例えば、「ス
マートカード」である。
【００５４】モジュール２３０はジャンブルプロセッサ
２３１およびプロセッサ２３１に付随するいくつかのレ
ジスタからなる。あるいは、他の所望される実施例で
は、Ａキーのみがモジュール２３０内に存在する。Ａキ
ー、ならびにＭＩＮ１およびＭＩＮ２指定を、ブロック
２４０のレジスタではなく、モジュール２３０のレジス
タに組み込む（そして保持する）ことからいくつかの利
益が生じる。
２３１およびプロセッサ２３１に付随するいくつかのレ
ジスタからなる。あるいは、他の所望される実施例で
は、Ａキーのみがモジュール２３０内に存在する。Ａキ
ー、ならびにＭＩＮ１およびＭＩＮ２指定を、ブロック
２４０のレジスタではなく、モジュール２３０のレジス
タに組み込む（そして保持する）ことからいくつかの利
益が生じる。
【００５５】生成されたＳＳＤフィールドをモジュール
２３０のレジスタに格納することも有益である。さら
に、プロセッサ２３１のプロセスを実行するために必要
な作業レジスタをモジュール２３０のレジスタに含める
ことも有益である。これらの要素をモジュール２３０に
含めることにより、ユーザは、モジュールを携帯してそ
れを異なる移動局ユニット（例えば「拡張」移動局ユニ
ット）で使用するとともに、重要な情報がモジュール外
に格納されることがないようにすることができる。もち
ろん、移動局ユニットは、モジュール２３０が装置の統
合的かつ永続的部分であるように生産することも可能で
ある。このような実施例では、ジャンブルプロセッサ２
３１はプロセッサ２１０内に合併することができる。ブ
ロック２４０は、装置のＥＳＮ指定および受信されるさ
まざまなＲＡＮＤシーケンスを格納する。
２３０のレジスタに格納することも有益である。さら
に、プロセッサ２３１のプロセスを実行するために必要
な作業レジスタをモジュール２３０のレジスタに含める
ことも有益である。これらの要素をモジュール２３０に
含めることにより、ユーザは、モジュールを携帯してそ
れを異なる移動局ユニット（例えば「拡張」移動局ユニ
ット）で使用するとともに、重要な情報がモジュール外
に格納されることがないようにすることができる。もち
ろん、移動局ユニットは、モジュール２３０が装置の統
合的かつ永続的部分であるように生産することも可能で
ある。このような実施例では、ジャンブルプロセッサ２
３１はプロセッサ２１０内に合併することができる。ブ
ロック２４０は、装置のＥＳＮ指定および受信されるさ
まざまなＲＡＮＤシーケンスを格納する。
【００５６】上記の説明はセルラ電話環境における加入
者認証について述べられており、携帯用ポケット受話器
に使用される個人通信ネットワークを含むものである
が、本発明の原理は、通信が十分に安全ではないと認識
され、模写が潜在的問題であるような他の状況における
利用可能性を有することは明らかである。これには例え
ばコンピュータネットワークが含まれる。
者認証について述べられており、携帯用ポケット受話器
に使用される個人通信ネットワークを含むものである
が、本発明の原理は、通信が十分に安全ではないと認識
され、模写が潜在的問題であるような他の状況における
利用可能性を有することは明らかである。これには例え
ばコンピュータネットワークが含まれる。
【００５７】
【発明の効果】以上述べたごとく、本発明によれば、現
在セルラ電話で使用される種類のハードウェアを使用し
て、高速で効率的に実行可能な公開鍵認証方式が与えら
れる。
在セルラ電話で使用される種類のハードウェアを使用し
て、高速で効率的に実行可能な公開鍵認証方式が与えら
れる。
【図１】固定および移動電話の両方のサービスのために
相互接続された、ネットワーク提供者およびセルラ無線
提供者の構成を示す図である。
相互接続された、ネットワーク提供者およびセルラ無線
提供者の構成を示す図である。
【図２】共有秘密データフィールドの作成と同一性の検
証を行うプロセスを示す図である。
証を行うプロセスを示す図である。
【図３】例えば移動局ユニットが最初に基地局によって
サービスされるセルに入った場合の、訪問先の基地局に
おける登録プロセスを示す図である。
サービスされるセルに入った場合の、訪問先の基地局に
おける登録プロセスを示す図である。
【図４】共有秘密データを作成するために連結されハッ
シュされた要素を示す図である。
シュされた要素を示す図である。
【図５】確認シーケンスを作成するために連結されハッ
シュされた要素を示す図である。
シュされた要素を示す図である。
【図６】移動局ユニットが発信する際に、登録シーケン
スを作成するために連結されハッシュされた要素を示す
図である。
スを作成するために連結されハッシュされた要素を示す
図である。
【図７】発呼シーケンスを作成するために連結されハッ
シュされた要素を示す図である。
シュされた要素を示す図である。
【図８】移動局ユニットにおける音声暗号化および解読
のプロセスを示す図である。
のプロセスを示す図である。
【図９】再認証シーケンスを作成するために連結されハ
ッシュされた要素を示す図である。
ッシュされた要素を示す図である。
【図１０】選択された制御メッセージおよびデータメッ
セージを暗号化および解読するための３段プロセスを示
す図である。
セージを暗号化および解読するための３段プロセスを示
す図である。
【図１１】移動局ユニットのハードウェアのブロック図
である。
である。
１０−１４ 交換機 ２０−２１ 固定局 ２２−２３ 移動局 ３０−４０ 基地局 １０１ ジャンブルブロック ２００ 制御ブロック ２１０ プロセッサ ２２０ 送受信ブロック ２３０ モジュール ２３１ プロセッサ ２４０ レジスタブロック
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 フィリップ アンドリュー トラヴァン ティ アメリカ合衆国 07974 ニュージャー ジー マーレー ヒル、キャンドルウッ ド ドライヴ 15
Claims (7)
- 【請求項１】 秘密情報コード列を保持する移動機によ
って実行される、基地局との通信チャネルを開設するた
めの認証方法において、 基地局からディジタル乱数信号列を受信する受信ステッ
プと、 前記秘密情報コード列、前記ディジタル乱数信号列、お
よび、移動機を特徴づけるビット列を含むストリングを
生成する生成ステップと、 ハッシュストリングを生成するために前記ストリングを
ハッシュするハッシュステップと、 前記ハッシュストリングを基地局へ送信するハッシュス
トリング送信ステップと、 要求ストリングを作成するステップと、 前記要求ストリングを基地局へ送信する要求ストリング
送信ステップと、 前記要求ストリング、移動機を特徴づける前記ビット
列、および、前記ハッシュストリングの少なくとも一部
からなる認証ストリングを形成するステップと、 前記認証ストリングをハッシュしてハッシュ認証ストリ
ングを形成するステップと、 前記要求ストリング送信ステップに応答して確認ストリ
ングを受信するステップと、 受信した確認ストリングを前記ハッシュ認証ストリング
と比較するステップと、 前記比較ステップの結果を基地局へ送信するステップと
からなることを特徴とする、通信チャネルを開設するた
めの認証方法。 - 【請求項２】 移動機が基地局の管轄内に入ったことを
判定するステップをさらに有することを特徴とする請求
項１の方法。 - 【請求項３】 基地局が移動機の再認証を必要とする場
合に、前記受信ステップ、生成ステップ、ハッシュステ
ップ、および、ハッシュストリング送信ステップを開始
するステップを含むことを特徴とする請求項１の方法。 - 【請求項４】 秘密情報コード列を保持する移動機によ
って実行される、前記秘密情報コード列に関する知識を
有しない基地局との通信チャネルを開設するための認証
方法において、 基地局からディジタル乱数信号列を受信するステップ
と、 次の（１）、（２）、（３）および（４）を含むストリ
ングを生成するステップと、 （１）前記移動機を特徴づけるビット列からなる部分ス
トリング、 （２）前記移動機によってなされる指定された作用に関
係する部分ストリング、ただしこの部分ストリングは次
の（ｉ）、（ｉｉ）および（ｉｉｉ）からなる集合から
選択される、 （ｉ）空ストリング、 （ｉｉ）前記移動機に割り当てられた番号に対応するビ
ットストリング、 （ｉｉｉ）接続しようとしている他の移動機の番号に対
応するストリング、 （３）前記ディジタル乱数信号列からなる部分ストリン
グ、 （４）前記秘密情報コード列から導出されたキーからな
る部分ストリング、 ハッシュストリングを生成するために前記ストリングを
ハッシュするステップと、 前記ハッシュストリングを基地局へ送信するステップ
と、 要求ストリングを作成するステップと、 前記要求ストリングを送信する要求ストリング送信ステ
ップと、 前記要求ストリング、移動機を特徴づける前記ビット
列、および、前記ハッシュストリングの少なくとも一部
からなる認証ストリングを形成するステップと、 前記認証ストリングをハッシュしてハッシュ認証ストリ
ングを形成するステップと、 前記要求ストリング送信ステップに応答して確認ストリ
ングを受信するステップと、 受信した確認ストリングを前記ハッシュ認証ストリング
と比較するステップと、 前記比較ステップの結果を基地局へ送信するステップと
からなることを特徴とする、通信チャネルを開設するた
めの認証方法。 - 【請求項５】 基地局と通信する移動機において、該移
動機は、 前記基地局との間に通信チャネルを開設し維持する際に
使用するプロトコルで定められる制御信号を生成する制
御信号生成手段（２００）と、 データ信号を生成するデータ信号生成手段（２００）
と、 前記通信チャネルを通じて送受信する送受信手段（２２
０）と、 前記移動機を特徴づけるビット列を格納する移動機識別
レジスタ手段（２４０）と、 前記基地局から前記送受信手段を通じて受信されるディ
ジタル乱数信号列を格納する一時レジスタ手段（２４
０）と、 秘密情報コード列を格納するメモリ手段（２３２）と、 入力されるストリングをハッシュしてハッシュ出力を生
成するハッシュ手段（２３１）と、 前記制御信号生成手段、データ信号生成手段、送受信手
段、移動機識別レジスタ手段、一時レジスタ手段、メモ
リ手段およびハッシュ手段に接続されたプロセッサ（２
１０）とからなり、該プロセッサは、 前記メモリ手段内の秘密情報コード列と、前記一時レジ
スタ手段内のディジタル乱数信号列と、前記移動機識別
レジスタ手段内のビット列とからなるストリングを生成
して前記ハッシュ手段に入力し、該入力に応答したハッ
シュ手段の出力であるハッシュストリングを、前記制御
信号生成手段によって生成される制御信号とともに前記
送受信手段に送って前記基地局へ送信させ、 前記データ信号生成手段によって生成された要求ストリ
ングを前記制御信号生成手段によって生成される制御信
号とともに前記送受信手段に送って前記基地局へ送信さ
せ、 前記要求ストリングと、前記移動機識別レジスタ手段内
のビット列と、前記ハッシュストリングの少なくとも一
部とからなる認証ストリングを生成して前記ハッシュ手
段に入力し、該入力に応答したハッシュ手段の出力であ
るハッシュ認証ストリングを前記制御信号生成手段によ
って生成される制御信号とともに前記送受信手段に送っ
て前記基地局へ送信させ、 前記送受信手段が確認ストリングを受信したことに応答
して、該確認ストリングを前記ハッシュ認証ストリング
と比較し、該比較の結果を前記制御信号生成手段によっ
て生成される制御信号とともに前記送受信手段に送って
前記基地局へ送信させることを特徴とする移動機。 - 【請求項６】 前記メモリ手段の少なくとも一部が取り
外し可能モジュール内にあることを特徴とする請求項５
の移動機。 - 【請求項７】 前記モジュールは、電磁結合によって前
記プロセッサに接続されることを特徴とする請求項６の
移動機。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US759311 | 1991-09-13 | ||
| US07/759,311 US5153919A (en) | 1991-09-13 | 1991-09-13 | Service provision authentication protocol |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH06195024A JPH06195024A (ja) | 1994-07-15 |
| JP2675494B2 true JP2675494B2 (ja) | 1997-11-12 |
Family
ID=25055188
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP4267811A Expired - Lifetime JP2675494B2 (ja) | 1991-09-13 | 1992-09-11 | 通信チャネルを開設するための認証方法および移動機 |
Country Status (5)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5153919A (ja) |
| EP (1) | EP0532231B1 (ja) |
| JP (1) | JP2675494B2 (ja) |
| DE (1) | DE69231327T2 (ja) |
| FI (1) | FI108689B (ja) |
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|---|---|---|---|---|
| JP2001077804A (ja) * | 1999-07-28 | 2001-03-23 | Lucent Technol Inc | 鍵更新方法 |
| JP2002523975A (ja) * | 1998-08-19 | 2002-07-30 | クゥアルコム・インコーポレイテッド | 無線通信装置の認証のための安全な処理 |
Families Citing this family (142)
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|---|---|---|---|---|
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