JP2879814B2 - 通信方法 - Google Patents

通信方法

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JP2879814B2
JP2879814B2 JP25541494A JP25541494A JP2879814B2 JP 2879814 B2 JP2879814 B2 JP 2879814B2 JP 25541494 A JP25541494 A JP 25541494A JP 25541494 A JP25541494 A JP 25541494A JP 2879814 B2 JP2879814 B2 JP 2879814B2
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    • H04L9/08—Key distribution or management, e.g. generation, sharing or updating, of cryptographic keys or passwords
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    • H04L2209/00—Additional information or applications relating to cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communication H04L9/00
    • H04L2209/80—Wireless

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は一般に、コンピュータ・
ネットワーク内で安全保護を維持する方法に関する。詳
細には、許可されたユーザ間または許可されたネットワ
ーク・エンティティ間で交換される情報の検証方法に関
する。
【０００２】
【従来の技術】コンピュータ・ネットワークの安全保護
技法には、アクセス制御機構、ユーザ確認（authentica
tion: 認証ともいう）法、暗号システム、トラフィック
保全性保護などの様々な方法がある。そのような方法を
適切に選択し組み合わせることにより、安全性の高いネ
ットワークを構成することができるが、システム全体の
複雑さ、コスト上昇および性能低下という犠牲を払わな
ければならない。キー配布サーバを使用する動的体系が
開発された暗号化キー配布サービスの領域ではとくにそ
うである。
【０００３】米国特許第５１４８４７９号（特願平４−
６０５９３）は、通信セッション上で互いにユーザを確
認する方法を開示している。第１のユーザＡが、呼びか
けＮ１を第２のユーザＢに送る。第１の呼びかけに応じ
て、ユーザＢは呼びかけＮ１に対する第１の応答を生成
し、それを第２の呼びかけＮ２と共にユーザＡに送る。
ユーザＡは、呼びかけＮ１に対する第１の応答が正しい
ことを確認し、第２の呼びかけＮ２に対する第２の応答
を生成してユーザＢに送る。ユーザＢは、第２の応答が
正しいことを確認する。ユーザＡとユーザＢは、自分の
呼びかけに対する応答の正確さを確認するために使用さ
れる秘密を共有するものと想定される。理想的には、呼
びかけは確認のインスタンスごとに異なっているべきで
あり、したがって非常に大きい空間からランダムに呼び
かけを選択することが提案されている。この呼びかけ
は、１回限りの呼びかけと呼ばれる。
【０００４】この種のユーザ確認法は、例えばデータ回
線を盗聴から物理的に守ることができないときには、侵
入者の攻撃に対して必ずしも十分な保護を提供できるわ
けではない。さらに一般的には、侵入者がユーザＡから
ユーザＢへのメッセージを単に傍受しそれを意図された
ユーザＢの宛先に転送する傍受攻撃は、ユーザ確認プロ
トコルでは防ぐことができず、そのような盗聴して再生
する攻撃は、無線周波数または赤外線伝送を使用する無
線データ通信システムで起こり得る。そのような場合、
ユーザＡとユーザＢが互いを確認できる方法の他に、デ
ータ安全保護を提供するための措置が必要である。ユー
ザＡとユーザＢの間のデータ流れの暗号化は、明らかに
こうした措置の１つである。
【０００５】最もよく知られた秘密キー暗号システムの
１つは、ＡＮＳＩによって標準化されたいわゆるデータ
暗号化標準（ＤＥＳ）であり、これは６４ビットのキー
を使って一度に６４ビット・ブロックのデータを暗号化
することができるブロック暗号システムである。膨大な
量のデータに同じ暗号化キーを使用するＤＥＳなどのす
べてのブロック暗号システムでは、潜在的侵入者が統計
的暗号解析によって暗号コードを解読する危険が増え
る。したがって、そのようなブロック暗号システムを使
用するときは、侵入者が暗号コードを解読することを避
けるために、暗号化キーを動的に修正する必要がある。
【０００６】動的キー配布方式は、キーの配布および修
正のための非常に攻撃を受け難い方法を提供する。ネッ
トワーク内のユーザまたはエンティティごとに、互いを
確認し通信したい対等のエンティティに暗号化キーを配
布できるようにする、１つの秘密キーまたは公用マスタ
・キーをキー・サーバが保持する。
【０００７】キー・サーバ（ＫＳ）は、ユーザＢと通信
したいというユーザＡの要求に応じて、ユーザＢと通信
するために使用する秘密キーをユーザＡに安全に知らせ
る。そのような方法には、ユーザＡ、ユーザＢおよびＫ
Ｓの間で相当な数のデータ流れが必要である。こうした
方法の大部分は、長いメッセージを使用し、低いネット
ワーク層には適さない。また、いわゆるカルベロス（Ke
rberos）確認サービスのような同期クロックを必要とす
るものもある。これは、いわゆるニーダム・シュレーダ
（Needham Schroeder）・プロトコルに基づき、信頼性
の高い同期クロックに依存したタイム・スタンプを使用
して、メッセージの新しさ（freshness）を保証する。
【０００８】欧州特許出願第０２５４８１２号は、あら
かじめ遠隔装置がキー配布センター（ＫＤＣ）の公用キ
ーだけをＫＤＣ内に導入した、ＫＤＣを利用するキー配
布方法を記載している。この発明の方法は依然として、
フレッシュな暗号化キーを配布するために、少なくとも
２つのデータ流れを交換する必要がある。
【０００９】従来技術のキー配布方法に伴う複雑さおよ
び性能低下は、盗聴者や侵入者の攻撃を非常に受けやす
く、かつ常に厳しいコスト要件と性能要件を満たさなく
てはならない、無線ローカル・エリア・ネットワークな
どの低コスト通信システムには適さない。
【００１０】
【発明が解決しようとする課題】本発明の一目的は、ク
ロック、キー・サーバまたは不揮発性カウンタを使用す
る必要なく、暗号化キーを動的に伝送し検証するため
の、簡単であるが安全で信頼できる方法を提供すること
である。
【００１１】本発明の他の目的は、通信ネットワークの
２ユーザ間で任意の変数の値を動的に伝送し検証するた
めの、そのような方法を提供することである。
【００１２】
【課題を解決するための手段】本発明を詳細に説明する
前に、その１つの態様を示すのが好都合である。本発明
では、ネットワーク内の通信セッションが２人のユーザ
ＡとＢの間で確立されており、そのユーザＡとユーザＢ
が共通の秘密キーＳを共有すると仮定する。秘密キーＳ
のもとでＤＥＳ暗号化を使用した情報Ｉの暗号化の結果
をＥｓ（Ｉ）で表し、対応する復号化関数の結果をＤｓ
（Ｉ）で表すと、Ｄｓ（Ｅｓ（Ｉ））＝Ｉである。ユー
ザＡとユーザＢの間の通信セッションは、すでにオープ
ンされており、セッション・フレッシュネス・プルーフ
として使用される固有のセッション識別子によって識別
される。具体的な例として、米国特許第５１４８４７９
号に記載された共用秘密キーＳに基づく確認方法を使用
して、この特定の例では、Ｎ２を固有のセッション識別
子（以下、セッション・フレッシュネス・プルーフと呼
ぶ）として使用することにする。ユーザＡとユーザＢの
間の通信セッションをオープンし、その場合、前記方法
で使用した１回限りの呼出しＮ１とＮ２のいずれかが固
有セッション識別子として使用される。
【００１３】ユーザＡとユーザＢによって共有される変
数の第１の値をＫ、前記変数の次の値をＫ'と呼ぶ。接
続の当事者であるユーザＡとユーザＢはそれぞれ、前記
変数の新しい値がユーザＡによって伝送されユーザＢに
よって検証されるたびに、あるいは逆に、前記変数の新
しい値がユーザＢによって伝送されユーザＡによって検
証されるたびに増分される交換カウンタｃ１とｃ２を制
御する。通常の動作条件では、ｃ１とｃ２は同じ値でな
くてはならない。
【００１４】接続の当事者であるユーザＡまたはユーザ
Ｂのどちらが、前記変数の新しい値Ｋ'を伝送しようと
決定することもできるが、この動作がユーザＡによって
開始されると仮定する。その目的のため、ユーザＡは前
記変数の新しい値Ｋ'を生成し、情報Ｍ１、Ｍ２、Ｍ３
の３つのフィールドを含む交換証明（exchange certifi
cate）Ｍを用意してそれをユーザＢに送る。この交換証
明の第１のフィールドＭ１は、秘密キーＳのもとで暗号
化された新しい値Ｋ'である。 Ｍ１＝Ｅｓ（Ｋ'）
【００１５】第２のフィールドＭ２は、次式で、新しい
値Ｋ'をセッション識別子Ｎ２および交換カウンタｃ１
に暗号的に結び付ける。
【数１】
【００１６】第３のフィールドＭ３は、交換カウンタｃ
１の平文テキスト値である。 Ｍ３＝ｃ１
【００１７】この交換証明を受け取ると、ユーザＢは、
交換証明中で提供された交換カウンタｃ１の平文テキス
ト値を自分の交換カウンタｃ２の知識と比較することに
よって同期試験を行う。同期試験が成功した場合、ユー
ザＢはその秘密キーＳを使用してＭ１を復号化し新しい
値Ｋ'を獲得する。 Ｋ'＝Ｄｓ（Ｍ１）
【００１８】ユーザＢは、その秘密キーＳ、セッション
・フレッシュネス・プルーフＮ２およびＫ'の知識に基
づいて、次の方程式が確認されることを検査することに
より、Ｋ'を検証する。
【数２】
【００１９】同期試験と検証試験の両方に成功した場
合、ユーザＢは、Ｋの新しいインスタンスとして前記変
数の新しい値Ｋ'を検証する。
【００２０】前記検証試験が失敗した時、ユーザＡとユ
ーザＢの間の前記通信セッションはもはや信頼できない
ので中断され、新しい固有のセッション・フレッシュネ
ス・プルーフによって識別される新しい通信セッション
が開始される。その後、再び変数の新しい値を伝送する
ために、ユーザＡまたはユーザＢいずれかの主導で本発
明の方法が用いられる。
【００２１】本発明のこの態様は単に、以下のように要
約できる本発明の原理を例示したものにすぎない。
【００２２】共通の秘密キーＳを共有し、両者に既知の
第１の固有セッション・フレッシュネス・プルーフＮ２
によって識別される第１の通信セッションを確立した、
通信システムの第１のユーザＡと第２のユーザＢの間
で、変数の値Ｋ'を伝送し、かつ前記値Ｋ'を検証する方
法であって、前記方法は以下の段階を含むことを特徴と
する。
【００２３】１．少なくとも２つの次のような最小形式
のフィールドＭ１とＭ２を含む交換証明Ｍによって前記
値Ｋ'をユーザＡからユーザＢに伝送する段階。 Ｍ１＝ｆ（Ｓ，Ｋ'，…） Ｍ２＝ｇ（Ｓ，Ｋ'，Ｎ２，ｃ１，…） 上式で、ｆ（）とｇ（）は次のような関数である。ｆ
（Ｓ，Ｋ'，…）＝ｍ１は、ｍ１がフィールドＭ１の所
与の値であるとき、Ｓの知識なしではＫ'について解け
ず、ｇ（Ｓ，Ｋ'，Ｎ２，ｃ１，…）＝ｍ２は、ｍ２が
フィールドＭ２の所与の値であるとき、Ｓの知識なしで
はＫ'について解けない。またｃ１は、ユーザＡによっ
て制御される交換カウンタであり、前記第１の通信セッ
ション中にユーザＡとユーザＢの間で交換された前記変
数値の数を表す。
【００２４】２．次の段階を含む、ユーザＢによって前
記交換証明Ｍを処理する段階。 ・次のようなＫ'の方程式を解いた結果として、前記交
換証明Ｍから前記値Ｋ'を導く段階。 ｆ（Ｓ，Ｋ'，…）＝Ｍ１ ・少なくとも１つの次のような最小形式の方程式を含む
１組の検証条件の検査の結果として、前記値Ｋ'を検証
する段階。 ｇ（Ｓ，Ｋ'，Ｎ２，ｃ２，…）＝Ｍ２ 上式で、ｃ２は、ユーザＢによって制御される交換カウ
ンタであり、前記第１の通信セッション中にユーザＡと
ユーザＢの間で交換された前記変数値の数を表す。
【００２５】３．以下の条件を含む、１組のセッション
・リセット条件のうちのどれかが発生した時に、ユーザ
ＡまたはユーザＢのどちらかの主導でユーザＡとユーザ
Ｂの間の前記第１の通信セッションを中断し、第２の固
有セッション・フレッシュネス・プルーフによって識別
される第２の通信セッションをオープンする段階。 ・前記検証条件のうちの少なくとも１つが満たされない
こと。 ・交換カウンタｃ１およびｃ２のどちらかがその最大値
に達すること。
【００２６】
【実施例】ここで図面、特に図１を参照すると、複数の
移動局１０、１２、１４、１６の間で通信できる室内無
線システムまたは室内赤外線システムと、計算機システ
ム内に常駐するアプリケーションおよびデータとが示さ
れている。一般に、計算機システムは、複数のワークス
テーションまたは複数のパーソナル・コンピュータ（簡
略化のため図示せず）が接続されたローカル・エリア・
ネットワーク（ＬＡＮ）２４のサーバ１８と、それに接
続されたモニタ２０およびキーボード２２を含む。ま
た、ＬＡＮには、共通の無線チャネルまたは赤外線チャ
ネルを使って移動局１０、１２、１４、１６と通信する
１つまたは複数の基地局２６と２８も接続されている。
本発明は、基地局と、それと通信する移動局との間の情
報交換の安全保護を改善することを目的とする。以後の
説明では、本発明の特定の実施例で使われる通信チャネ
ルが無線周波数チャネルであると想定するが、赤外線チ
ャネルを含む他のどの通信チャネルも使用できることが
当業者には容易に理解されよう。
【００２７】図２により詳細に示すように、基地局２６
または２８は、従来型のマイクロコンピュータでよく、
バス・スロットに差し込まれＬＡＮ配線３２に接続され
たＬＡＮアダプタ３０を有する。サーバ１８も、やはり
一般に従来型のマイクロコンピュータでよく、ハード・
ディスク（図示せず）などの１つまたは複数の直接アク
セス記憶装置（ＤＡＳＤ）を含みバス・スロットに差し
込まれＬＡＮ配線３２に接続されたＬＡＮアダプタ３４
を有する。ＬＡＮアダプタ３０と３４およびＬＡＮ配線
３２は、ＬＡＮソフトウェアと共にＬＡＮ２４を構成す
る。ＬＡＮ２４は従来の設計であり、本発明の一部分で
はない。基地局２６または２８はまた、基地局のバス・
スロット内に差し込まれるプリント回路カードとして実
施された無線トランシーバ・アダプタ３６を有する。ト
ランシーバ・アダプタ３６は、従来設計のスペクトル拡
散トランシーバを含む。トランシーバ・アダプタ３６
は、１つまたは複数の遠隔局または移動局１０、１２、
１４、１６との無線リンク４０を確立するアンテナ３８
を有する。移動局自体は、従来設計のハンドヘルド・コ
ンピュータまたはラップトップ・コンピュータでもよ
く、基地局と同様に、アンテナ４２と、やはりコンピュ
ータのバス・スロット内に差し込まれるプリント回路カ
ードとして実施されたトランシーバ・アダプタ４４とを
備える。トランシーバ・アダプタ４４は、トランシーバ
・アダプタ３６と同様に、類似の設計のスペクトル拡散
トランシーバを含む。さらに基地局と移動局は、それぞ
れトランシーバ・アダプタをサポートするソフトウェア
４６と４８を備えている。
【００２８】室内データ無線の１つの形態は、ユーザ・
ライセンスなしで一定の周波数帯で使用できるものとし
て、米国連邦通信委員会（ＦＣＣ）によりその規則パー
ト１５．２４７で認可された、「スペクトル拡散」とし
て知られる伝送技法を使用する。スペクトル拡散通信
は、低密度電力スペクトルや干渉除去を含むいくつかの
利点を提供する。スペクトル拡散システムには、直接シ
ーケンス・デジタル・システム、周波数ホッピング・シ
ステム、時間ホッピング・システム、パルス化周波数変
調（またはチャープ）システムおよび様々な混成物を含
むいくつかのタイプがある。この中で、直接シーケンス
・デジタル・システムと周波数ホッピング・システム
は、より広範囲に実施されると思われる。直接シーケン
ス・デジタル・システムでは、より遅いデジタル・デー
タを変調するために高速疑似ランダム・コード発生装置
が使用され、これが搬送波を変調する。周波数ホッピン
グ・システムでは、コヒーレント・ローカル発振器が、
疑似ランダム・コード発生装置の影響下である周波数か
ら別の周波数にジャンプさせられる。
【００２９】本発明は、直接シーケンス・デジタル型ま
たは周波数ホッピング型のどちらかのスペクトル拡散通
信システムを使用して実施できる。上記その他のタイプ
のスペクトル拡散通信システムの詳細は、例えば、ロバ
ート．Ｃ．ディクソン(Dixon)著"Spread Spectrum Syst
ems,2nd Ed."John Wiley&Sons(1984)と、Ｍ．Ｋ．サイ
モン(Simon)著"Spread Spectrum Communications, Vol.
II"、Computer Science Press(1985)に出ている。
【００３０】米国特許第５１２３０２９号は、本発明の
この実施例においてデジタル・データ通信に使用できる
プロトコルを記載している。
【００３１】図３は、図１の移動局と基地局に共通の無
線システムを示す。無線システムは、コンピュータのバ
ス・インターフェ−ス５２を介してコンピュータ５０に
接続されたトランシーバ・アダプタ３６または４４を有
する。トランシーバ・セクション自体は、市販のスペク
トル拡散トランシーバなどの無線トランシーバ５４また
は５５と、インターフェ−ス５８または５９を介してト
ランシーバを制御する専用マイクロコンピュータ・シス
テム５６または５７とに分かれている。マイクロコンピ
ュータ・システム５６または５７はさらに、トランシー
バ・セクションをコンピュータ・セクション５０にイン
ターフェ−スするシステム・インターフェ−ス６０また
は６１を含む。マイクロコンピュータ・システムは、高
解像度の時間間隔決定ハードウェアまたは実時間マイク
ロプロセッサ・システムに典型的な「タイマ」を有する
専用マイクロプロセッサ６２または６３と、データ暗号
化機能を提供する安全保護装置８０または８１とを含
む。
【００３２】マイクロプロセッサ６２または６３および
安全保護装置８０または８１は、メモリ・バス６４また
は６５によって、プログラム記憶装置６６または６７と
データ記憶装置６８または６９、ならびにそれぞれ無線
トランシーバ５４または５５およびバス・インターフェ
−ス５２への接続を提供するインターフェ−ス５８また
は５９および６０または６１に接続される。プログラム
記憶装置６６または６７は通常、読取り専用メモリ（Ｒ
ＯＭ）であり、データ記憶装置６８または６９は静的ま
たは動的ランダム・アクセス・メモリ（ＳＲＡＭまたは
ＤＲＡＭ）である。安全保護装置８０または８１は、Ad
vanced Micro Devices社から市販されている集積回路
（ＡＭ９５６８ＬＣ）である。
【００３３】コンピュータ５０は、１つまたは複数のユ
ーザ・アプリケーション・プログラム７２を支援するオ
ペレーティング・システム７０を走らせる。オペレーテ
ィング・システム７０が通信マネージャ７４を含んでも
よく、また通信マネージャ７４自体がコンピュータに導
入されたアプリケーション・プログラムでもよい。いず
れの場合にも、通信マネージャ７４はオペレーティング
・システム７０を介して装置ドライバ７６を制御する。
装置ドライバ７６は、バス・インターフェ−ス５２を介
してトランシーバ・アダプタ３６または４４と通信す
る。
【００３４】マイクロプロセッサ・システム５６または
５７が、「パケット」と呼ばれるデータ単位を装置ドラ
イバ７６から受け取ると、そのパケットは、シリアル・
チャネルとマイクロプロセッサ６２または６３の一部で
ある直接メモリ・アクセス（ＤＭＡ）制御装置（図示せ
ず）との制御下で、データ記憶装置６８または６９に記
憶されインターフェ−ス５８または５９を介して無線
（ＲＦ）トランシーバ５４または５５に通信される前
に、安全保護装置８０または８１によって暗号化され
る。このシリアル・チャネルの機能は、データと制御情
報をカプセル化してＨＤＬＣ（高度データ・リンク制
御）パケット構造にし、無線トランシーバ５４または５
５に直列形式でパケットを供給することである。ＨＤＬ
Ｃパケット構造の詳しい情報については、例えミシャ・
シュワルツ（Mischa Schwartz）著"Telecommunication
Networks: Protocols, Modeling and Analysis"、Addis
on-Wesley(1988)を参照されたい。
【００３５】無線トランシーバ５４または５５を介して
パケットを受け取ると、シリアル・チャネルは、パケッ
ト宛先アドレスを検査し、エラーを検査し、パケットを
並列化してデータ記憶装置６８または６９に送る。パケ
ットは、バス・インターフェ−ス５２を介して装置ドラ
イバ７６に通信される前に、安全保護装置８０または８
１によって復号化される。シリアル・チャネルは、同報
通信アドレスだけでなく特定のアダプタ・アドレスを認
識する能力を持たなければならない。適切なシリアル・
チャネルとタイマ機能を有する特定のマイクロプロセッ
サには、Motorola６８または６９３０２、およびNation
al SemiconductorＨＰＣ４６５００Ｅマイクロプロセッ
サがある。
【００３６】安全保護装置８０または８１は、データ暗
号化機能とデータ復号化機能を実行する。そのために、
秘密暗号化キーＫを使用する。トランシーバ・アダプタ
３６の安全保護装置８０とトランシーバ・アダプタ４４
の安全保護装置８１は、キーＫを使って安全保護装置８
０によって暗号化されたパケットが、同じキーＫを使っ
て安全保護装置８１によって復号化されるように、同じ
暗号化キーＫを使用しなければならない。
【００３７】大量のデータに同じキーを使うと、潜在的
侵入者が、観察した暗号化データ流れの統計分析によっ
てこのキーを解読する危険が高くなる。したがって、本
発明の方法を使用して、安全保護装置８０と８１によっ
て共有される暗号化キーＫの値を新しい暗号化キーＫ'
で、調整された形で動的に修正する必要がある。
【００３８】図４は、新しい暗号化キーＫ'を通信の相
手の移動局１０に通信するために、基地局２６によって
使用されるデータ流れを示す。
【００３９】基地局２６と移動局１０は共通の秘密キー
Ｓを共有する。この秘密キーは、室内無線システムの導
入時に基地局と移動局に記憶される。これは永久メモリ
に保存されるので、基地局２６または移動局１０の電源
を切るたびにそれを再ロードする必要はない。
【００４０】秘密キーＳは、秘密キーＳによる暗号化を
表わす機能Ｅｓ（）を実行するために安全保護装置８０
または８１によって使用され、例えばＡＮＳＩによって
標準化されたデータ暗号化標準（ＤＥＳ）でもよい。対
応する復号化機能は、Ｄｓ（）と表される。機能Ｅ
ｓ（）とＤｓ（）は共に、基地局と移動局それぞれの安
全保護装置８０と８１によって実施される。データを伝
送する前に、基地局２６と移動局１０は共用の秘密キー
Ｓを使用して確認手順を完了し、通信セッションを開始
する。適切な一群の確認手順の例は、"Authentication
Protocols in Communication Networks"と題する上述の
米国特許第５１４８４７９号に出ている。本発明のこの
実施例では、Ｅｓは前記確認プロトコルで参照されるｆ
関数およびｇ関数として使用される。前記確認手順の結
果として、基地局と移動局は共に、前記米国特許に記載
された確認プロトコルによって使用される固有の乱数Ｎ
２の知識を有する。Ｎ２は基地局と移動局の間で行われ
る通信セッションの固有のセッション識別子（フレッシ
ュネス・プルーフ）として使用される。ｃ１とｃ２はそ
れぞれ基地局と移動局によって制御される交換カウンタ
であり、暗号化キーＫ'の新しいインスタンスが伝送さ
れ検証されるごとに増分される。基地局から移動局に送
られるメッセージ（１）中の交換証明Ｍは、次のように
定義される３つのフィールドＭ１、Ｍ２およびＭ３を含
む。
【数３】 この第１のメッセージに応じて、移動局は第２のメッセ
ージ、メッセージ（２）を送り、交換証明の３つのフィ
ールドＭ１、Ｍ２、Ｍ３を使用してユーザＢによって実
施される妥当性試験の結果に応じて、新しい暗号化キー
Ｋ'を受け入れまたは拒否する。
【００４１】暗号化キーの伝送および検証方法の例示的
フローチャートを、図５ないし図８に示す。この特定の
フローチャートの例は、図４に示したデータ流れに基づ
く。
【００４２】図５に示したフローチャートは、図２の移
動局の移動局トランシーバ・アダプタ４４の通信を試み
る図２の基地局トランシーバ・アダプタ３６によって実
行される。このプロセスは、基地局と移動局の間で物理
的通信チャネルを確立するために、様々な初期設定手
順、特に周波数同期手順を含む機能ブロック４００で実
施される開始プロセスで始まる。次に、機能ブロック４
１０で、通信セッションをオープンするために、交換カ
ウンタｃ１が０にリセットされ、基地局トランシーバと
移動局トランシーバとの間で確認（authentication）手
順が実行される。前述したように、一群の適切な確認手
順は、"Authentication Protocols in Communication N
etworks"と題する上述の米国特許第５１４８４７９号に
出ている。このステップの後は、どちらの局も共通の固
有のセッション識別子、すなわちセッション・フレッシ
ュネス・プルーフＮ２の知識を持ち、さらに図７と図８
に示されるように、機能ブロック４２０で暗号化キー検
証ステップが実行される。暗号化キーの検証後にデータ
転送が始まる。判断ブロック４３０で暗号化キー更新条
件が周期的に試験される。キー更新条件は、例えば、所
与の暗号化キーＫで伝送される情報の量を表すデータ、
またはＫの存続時間を表すデータ、あるいはこれら２つ
の基準の組合せに基づいてトリガできる。この条件が満
たされる場合、プロセスは機能ブロック４２０に戻り、
そうでない場合、現暗号化キーＫを使用してデータ転送
が続けられる。
【００４３】図６は、移動局トランシーバ・アダプタ４
４によって実行される一連の動作を示す。機能ブロック
５００、５１０、５２０はそれぞれ、図５の対応する機
能ブロック４００、４１０、４２０と関連して実行され
る。機能ブロック５００は、機能ブロック４００の初期
設定手順に対応する手順、特に機能ブロック４００で使
用されるものと合致する周波数同期手順を含む。機能ブ
ロック５１０は、上述の米国特許第５１４８４７９号に
記載されている、機能ブロック４１０に対応するもので
ある。機能ブロック５２０は、新しい暗号化キーＫ'の
検証を実行するもので、詳細には図８に記載されてい
る。
【００４４】図７は、機能ブロック４２０の詳細を示
す。機能ブロック６１０で新しい暗号化キーＫ'が生成
され、交換証明の３つのフィールドＭ１、Ｍ２、Ｍ３が
構築されて移動局に送られる。判断ブロック６００で、
交換証明に応じて移動局によって返送されたメッセージ
の試験が行われる。新しい暗号化キーを移動局が受け取
った場合は、交換カウンタｃ１が増分される。ｃ１がオ
ーバフローした場合は、結合子Ａで示されるように図５
に戻って確認手順を再び開始し、そうでない場合は結合
子Ｂで示されるように図５に戻ってデータ転送を開始す
る。新しい暗号化キーが受け入れられない場合は、結合
子Ａで示されるように図５に戻って新しい通信セッショ
ンをオープンする。
【００４５】図８は、交換証明を受け取る際の機能ブロ
ック５２０の詳細を示す。交換カウンタｃ１とｃ２が同
期していることを検査するために、交換証明Ｍ３の第３
フィールドがｃ２と比較される。Ｍ３がｃ２と等しくな
い場合は、基地局に返送されるメッセージによって新し
いキーＫ'が拒絶され、次いで結合子Ｃで示されるよう
に図６に戻って新しい通信セッションをオープンする。
機能ブロック７００で、秘密キーＳの下で交換証明の第
１フィールドＭ１の暗号化を実行し、判断ブロック７１
０で、この演算の結果Ｋ'を使って、次式を評価し
【数４】 この結果を交換証明の第２フィールドＭ２と比較するこ
とにより、検証試験が実行される。それらが等しい場
合、検証試験は肯定となってｃ２が増分され、ｃ２がオ
ーバフローした場合は、基地局に返送されるメッセージ
によって新しいキーＫ'が拒絶され、次に結合子Ｃで示
されるように図６に戻って新しい通信セッションをオー
プンする。そうでない場合は、メッセージが基地局に送
られて新しいキーＫ'を受け入れ、結合子Ｄで示される
ように図６に戻ってデータ転送を開始する。検証試験が
否定の場合は、基地局に返送されるメッセージによって
新しいキーＫ'が拒絶され、結合子Ｃで示されるように
図６に戻って、新しい固有セッション・フレッシュネス
・プルーフによって識別される新しい通信セッションを
オープンする。
【００４６】この方法の１つの特定の態様は、次式にお
いて、交換証明の第２フィールドＭ２がＮ２、Ｋ'およ
びｃ１の値を暗号的に結びつけることである。
【数５】
【００４７】当業者なら、この特定の式から、より一般
的な次の形の式を容易に導くことができよう。 Ｍ２＝Ｅｓ（ｒ ｏｐ Ｅｓ（ｓ ｏｐ' ｔ）） 上式で、 ・ｒ、ｓ、ｔは次の最小形式の関数である。 ｒ＝ｒ（Ｎ２，…） ｓ＝ｓ（Ｋ'，…） ｔ＝ｔ（ｃ１，…） ・ｏｐまたはｏｐ'は数学的演算またはブール演算であ
る。
【００４８】同様にフィールドＭ１とＭ３が生成でき、
次のような最小形式をとる。 Ｍ１＝Ｅｓ（ｑ） Ｍ３＝ｈ（ｃ１，…） 上式で、ｑは次の最小形式である。 ｑ＝ｑ（Ｋ'，…）
【００４９】暗号化キーＫが長すぎて安全保護装置８０
または８１の単一パスで暗号化されないときには、前述
の本発明の実施例を少し修正する必要がある。この代替
実施例では、交換証明の第１フィールドＭ１を計算する
ために、暗号ブロック連鎖（ＣＢＣ）技法が利用され
る。例えば、暗号化キーが２４バイト長で、安全保護装
置が一回に８バイトしか処理できないと仮定すると、Ｍ
１は、以下の３つのＣＢＣブロックのＣＢＣ文字列が連
結したものとなる。
【数６】
【００５０】本発明のこの代替実施例は、異なる式を使
用してＭ２を構築し、これにより実行される計算量が減
少する。実際には、Ｍ２は、次の式を使用することによ
って、本発明の範囲から逸脱することなく単純化され
る。
【数７】
【００５１】したがって、ＣＢＣ３はＭ１の計算から直
接得られるので、Ｍ２を得るために実行すべき計算が少
なくなり、しかも、ＣＢＣ３がＫ'を表す濃縮された形
の情報において暗号的に結合するので、高度の安全保護
が維持される。
【００５２】その結果、この代替実施例において交換証
明Ｍがとる形は、以下の３つのフィールドＭ１、Ｍ２、
Ｍ３を含むことになる。
【数８】
【００５３】より一般には、ＣＢＣ３は、Ｋ'を伝送す
るために使用されるＣＢＣ文字列の最後の要素として記
述される。
【００５４】前述の好ましい実施例は暗号化キー伝送に
関するものであるが、当業者なら、本発明の範囲を、通
信システムの２ユーザ間で伝送される任意の変数の値の
伝送と検証にまで広げることが容易にできよう。
【００５５】さらに、上記の装置は、通信システムの第
１のユーザＡが第２のユーザＢに値Ｋ'の変数を伝送す
ると想定して本発明の原理の応用を例示したものにすぎ
ず、前記ユーザが秘密キーＳを共有し、ユーザＡとユー
ザＢに既知の固有セッション・フレッシュネス・プルー
フＮ２によって識別される第１の通信セッションを確立
した。他の装置も、次のような少なくとも２つの最小形
式のフィールドＭ１とＭ２を含む交換証明構造を使用し
て考案できる。 Ｍ１＝ｆ（Ｓ，Ｋ'） Ｍ２＝ｇ（Ｓ，Ｋ'，Ｎ２，ｃ１，…） 上式で、ｆとｇは次のような単射関数である。フィール
ドＭ１の値ｍ１が与えられている場合、ｆ（Ｓ，Ｋ'，
…）＝ｍ１は、Ｓの知識なしではＫ'について解けな
い。また、フィールドＭ２の値ｍ２が与えられている場
合、ｇ（Ｓ，Ｋ'，Ｎ２，ｃ１，…）＝ｍ２は、Ｓの知
識なしではＫ'について解けない。ｃ１は、ユーザＡに
よって制御される交換カウンタであり、前記第１の通信
セッション中にユーザＡとユーザＢの間で交換された前
記変数値の数を表す。
【００５６】その結果、この交換証明を傍受する盗聴者
は、秘密キーＳを知らないので、値Ｋ'の知識を得るこ
とができない。
【００５７】さらに、本発明により、再生攻撃に対して
この交換証明を保護することができる。これは、所与の
インスタンスの組合せ（Ｎ２，ｃ１）が絶対に２度使わ
れないようにすることによって実現される。交換カウン
タｃ１とｃ２のどちらかが最大値に達した場合、ユーザ
ＡとユーザＢの間の前記第１の通信セッションが中断さ
れ、新しい固有セッション・フレッシュネス・プルーフ
によって識別される第２の通信セッションがオープンさ
れ、これにより、前記カウンタが初期値にリセットされ
るとき、以前のセッション・フレッシュネス・プルーフ
Ｎ２が続けて使用されないようになる。
【００５８】ユーザＢはＳの知識を使用して、前記交換
証明Ｍから、Ｋ'の方程式を解いた結果として前記の値
Ｋ'を得る。 ｆ（Ｓ，Ｋ'，…）＝Ｍ１
【００５９】次に、少なくとも最小形式の方程式を含む
１組の検証条件の検査の結果として、前記の値Ｋ'を検
証する。 ｇ（Ｓ，Ｋ'，Ｎ２，ｃ２，…）＝Ｍ２ 上式で、ｃ２は、ユーザＢによって制御される交換カウ
ンタであり、前記第１の通信セッション中にユーザＡと
ユーザＢの間で交換された前記変数値の数を表す。
【００６０】この検証条件に選ばれた形式によって、Ｍ
を計算するためにユーザＢが使用したＳ、Ｋ'、Ｎ２、
ｃ２の値がユーザＡが使用した値と対応することを単一
動作で検査できる。
【００６１】交換証明Ｍは、任意選択で最小形式の第３
のフィールドＭ３を含むこともできる。 Ｍ３＝ｈ（ｃ１，…） 上式で、ｈ（）は単射関数である。
【００６２】フィールドＭ３は、ユーザＡとユーザＢに
よって制御される交換カウンタｃ１とｃ２が同じ値を持
っていることを検査することによって、ユーザＢが第２
の検証条件を試験できるようにする。これは次の方程式
を試験することによって行われる。 ｈ（ｃ２，…）＝Ｍ３
【００６３】前記１組の検証条件中のどれかが満たされ
ない場合は、前記第１の通信セッションはもはや信用で
きず、ユーザＢは前記第１の通信セッションを中断し、
ユーザＡとユーザＢが互いに相手を確認した後で、第２
の固有セッション・フレッシュネス・プルーフによって
識別される第２の通信セッションがオープンされる。本
発明の説明において、相互確認のための提案された方法
は米国特許第５１４８４７９号に記載されたものである
が、他の方法も利用することができる。
【００６４】
【００６５】
【００６６】
【発明の効果】本発明は、通信システムにおいて、固有
のセッション・フレッシュネス・プルーフ（固有のセッ
ション識別子）によって識別される通信セッションを確
立した２人のユーザが、変数の新しい値（暗号化キー）
と、両方のユーザに知られている共通の秘密キーと、現
通信セッション中に２ユーザ間で伝送される前記変数の
値の数を表す交換カウンタと、セッション・フレッシュ
ネス・プルーフとの各要素を結合する交換証明を使用し
て、変数の新しい値を伝送し検証する方法を開示する。
交換証明の諸要素を暗号的に結合することによって、潜
在的な盗聴者および侵入者に対する保護がもたらされ
る。交換カウンタがその最大値に達したとき、現通信セ
ッションを中断し、新しい固有セッション・フレッシュ
ネス・プルーフによって特徴付けられる新しい通信セッ
ションをオープンし、これにより、交換カウンタがその
初期値にリセットされるときセッション・フレッシュネ
ス・プルーフの同じ値が使われる危険を避けることによ
ってさらに保護が得られる。その結果、セッション・フ
レッシュネス・プルーフと交換カウンタの所与の１対の
値が決して２回以上使用されることはなく、盗聴および
侵入者からの再生攻撃がより困難になる。新しい通信セ
ッションをオープンするために使用する方法には、共通
の秘密キーに基づく既知の確認方法を使用することが好
ましい。このように、本発明によれば、変数、特に暗号
化キーを動的に伝送し検証するための、簡単であるが安
全で信頼性の高いシステムを提供することができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明がその中で実施されるタイプの室内無線
デジタル・データ通信システムまたは赤外線デジタル・
データ通信システムを示す絵画図である。
【図２】移動局および基地局の基本的構成要素を示す、
図１に示したシステムのブロック図である。
【図３】本発明の好ましい実施例の実施に用いられる無
線システムのブロック図である。
【図４】基地局と移動局の間で交換されるデータ流れを
表す図である。
【図５】基地局で実行される動作を示すフローチャート
である。
【図６】移動局で実行される動作を示すフローチャート
である。
【図７】基地局で実行される暗号化キー検証ステップの
詳細を示すフローチャートである。
【図８】移動局で実行される暗号化キー検証ステップの
詳細を示すフローチャートである。
【符号の説明】
１０ 移動局 １２ 移動局 １４ 移動局 １６ 移動局 １８ サーバ ２０ モニタ ２２ キーボード ２４ ローカル・エリア・ネットワーク（ＬＡＮ） ２６ 基地局 ２８ 基地局 ３０ ＬＡＮアダプタ ３２ ＬＡＮ配線 ３４ ＬＡＮアダプタ ３６ 無線トランシーバ・アダプタ ３８ アンテナ ４０ 無線リンク ４２ アンテナ ４４ トランシーバ・アダプタ ４６ ソフトウェア ４８ ソフトウェア
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 フレデリック・ボーショ フランス 06640 サン・ジャンヌ ラ・トゥラク シュマン・デュ・ヴァロ ン299 (72)発明者 エリアネ・ダル・ベッロ ブラジル シー・イー・ピー13093／220 サンパウロ州カンピナス ジャルディ ン・フランボヤント リュア・アベリ ノ・ディス 22 アパルトメント12 (72)発明者 シャイ・クッテン アメリカ合衆国07866 ニュージャージ ー州ロックウェイ レナックス・ストリ ート41 (72)発明者 フゴ・クラフチク アメリカ合衆国10463 ニューヨーク州 リバーデール ネザーランド・アベニュ ー2600 ナンバー50 (72)発明者 イシャイ・マンスール イスラエル テルアビブ市アリストボ ル・ストリート６ (72)発明者 アミール・ヘルツバーク アメリカ合衆国10471 ニューヨーク州 ブロンクス ブラックストーン・アベニ ュー3935 ナンバー４エイ (56)参考文献 特開 昭59−186441（ＪＰ，Ａ) 欧州特許出願公開505302（ＥＰ，Ａ １) (58)調査した分野(Int.Cl.6，ＤＢ名) H04L 9/00 - 9/38 G09C 1/00 - 5/00

Claims (8)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】共通の秘密キーＳを共有する第１のユーザ
    Ａと第２のユーザＢの間で確立された、両者に既知の第
    １の固有セッション識別子（セッション・フレッシュネ
    ス・プルーフ）Ｎ２によって識別される第１の通信セッ
    ションを介して、変数の値Ｋ'を伝送しかつ前記値Ｋ'を
    検証するための通信方法であって、 ａ．少なくとも２つの次のような最小形式のフィールド
    Ｍ１とＭ２を含む交換証明によって前記値Ｋ'をユーザ
    ＡからユーザＢに伝送する段階であって、 Ｍ１＝ｆ（Ｓ，Ｋ'，…） Ｍ２＝ｇ（Ｓ，Ｋ'，Ｎ２，ｃ１，…）であり、 上式で、ｆ（）とｇ（）について、ｆ（Ｓ，Ｋ'，…）
    ＝ｍ１（ｍ１はフィールドＭ１の所与の値）は、前記秘
    密キーＳの知識なしではＫ'について解けない関数であ
    り、ｇ（Ｓ，Ｋ'，Ｎ２，ｃ１，…）＝ｍ２（ｍ２はフ
    ィールドＭ２の所与の値）は、前記秘密キーＳの知識な
    しではＫ'について解けない関数であり、 またｃ１は、ユーザＡによって制御される交換カウンタ
    であり、前記第１の通信セッション中にユーザＡとユー
    ザＢの間での前記変数値の交換回数を表す、伝送段階
    と、 ｂ．ユーザＢによって前記交換証明Ｍを処理する段階で
    あって、 ・次のようなＫ'の方程式を解いた結果として、前記交
    換証明Ｍから前記値Ｋ'を導く段階と、 ｆ（Ｓ，Ｋ'，…）＝Ｍ１ ・少なくとも１つの次のような最小形式の方程式を含む
    １組の検証条件の検査の結果として、前記値Ｋ'を検証
    する段階とを含み、 ｇ（Ｓ，Ｋ'，Ｎ２，ｃ２，…）＝Ｍ２ 上式で、ｃ２は、ユーザＢによって制御される交換カウ
    ンタであり、前記第１の通信セッション中にユーザＡと
    ユーザＢの間での前記変数値の交換回数を表す、処理段
    階と、 ｃ．前記検証条件のうちの少なくとも１つの障害を含む
    １組のセッション・リセット条件のうちのどれかが発生
    した時に、ユーザＡまたはユーザＢのどちらかの主導で
    ユーザＡとユーザＢの間の前記第１の通信セッションを
    中断し、第２の固有セッション識別子によって識別され
    る第２の通信セッションをオープンする段階とを含む、
    通信方法。
  2. 【請求項２】前記１組のセッション・リセット条件が、
    交換カウンタｃ１とｃ２のどちらかがその最大値に達す
    るという事象を含む、請求項１に記載の方法。
  3. 【請求項３】前記の関数について次式が成立し、 ｆ（Ｓ，Ｋ'，…）＝Ｅｓ（ｑ） ｇ（Ｓ，Ｋ'，Ｎ２，ｃ１，…）＝Ｅｓ（ｒ ｏｐ Ｅｓ（ｓ ｏｐ' ｔ）） 上式で、 ・Ｅｓ（）は、暗号化キーとしてＳを使用するデータ暗
    号化関数であり、 ・ｏｐとｏｐ'は、数学的演算またはブール演算であ
    り、 ・ｑ、ｒ、ｓ、ｔは、以下のような最小形式の関数であ
    る ｑ＝ｑ（Ｋ'，…） ｒ＝ｒ（Ｎ２，…） ｓ＝ｓ（Ｋ'，…） ｔ＝ｔ（ｃ１，…） 請求項１または２に記載の方法。
  4. 【請求項４】前記ｏｐとｏｐ'が、ビット単位の排他的
    ＯＲブール演算を表す、請求項３に記載の方法。
  5. 【請求項５】前記の関数ｑ、ｒ、ｓおよびｔが、以下の
    ような関数である ｑ（Ｋ'，…）＝Ｋ' ｒ（Ｎ２，…）＝Ｎ２ ｓ（Ｋ'，…）＝Ｋ' ｔ（ｃ１，…）＝ｃ１ 請求項３または４に記載の方法。
  6. 【請求項６】前記交換証明が、さらに次の最小形式の第
    ３フィールドＭ３を含む Ｍ３＝ｈ（ｃ１，…） 請求項１ないし５のいずれか一項に記載の方法。
  7. 【請求項７】前記１組の検証条件が、さらに次の条件の
    確認を含む ｈ（ｃ２，…）＝Ｍ３ 請求項６に記載の方法。
  8. 【請求項８】前記関数ｈが、ｈ（ｃ，…）＝ｃである、
    請求項７に記載の方法。
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