JP4606410B2 - 安全な間接アドレス指定 - Google Patents

Description

本発明は通信フラグメントを伝達する方法に関するものである。本発明はさらに、この方法を実装する対応するルータ装置、受信装置、システムおよび信号に関する。

通信ネットワークでは、しばしばユニキャスト、マルチキャストおよびブロードキャストの区別がされる。ユニキャストとは、単一の装置（送信装置）がメッセージを単一の別の装置（受信装置）に送る状況である。マルチキャストでは、送信装置はメッセージをいくつかの（複数だが全部ではない）受信装置に送る。ブロードキャストでは、送信装置はメッセージをネットワーク内のすべての装置に送る。

ユニキャストに対応したルーティングアルゴリズムはほとんどすべてのネットワークが有しているが、マルチキャストでは必ずしもそうではない。ルーティングアルゴリズムがマルチキャストに対応しておらず、それでもある単一の装置がいくつかの装置をアドレス指定したい場合には、ユニキャストを反復することによってマルチキャストが実現される。

しかし、送信装置は、たとえば電力や費用上の制約のためにユニキャストの反復を行うことができなかったり、許されなかったりすることがありうる。一つの例は、大きな公共空間において電灯を制御するのに使われる無線制御ネットワークである。ここでは、単一の安価な照明スイッチがたとえば５０以上もの電灯のスイッチ制御をできる必要がある。ほかにも数多くの応用事例がみつけられることは明らかである。

この問題への解決策は間接アドレス指定（IA: indirect addressing）に見出すことができる。間接アドレス指定では、第二の装置（ルータ装置）が送信装置の近くで利用可能である。そして送信装置は単一のメッセージをこのルータ装置に送り、ルータ装置がその後反復ユニキャストを実行する。

しかし、ＩＡのセキュリティ面には問題が付随する。たとえば、送信装置上で走るアプリケーションはあるグループＧのメンバーのみが知っている暗号鍵K_Gを使ってメッセージを暗号化したいことがある。さらに、送信装置は、メッセージ中の自分のアドレスＩＤ１および目的地アドレスＧといった通信の一部に対してもK_Gを使ってメッセージ完全性コード（MIC: Message Integrity Code）を適用したいことがある。その結果、Ｇのメンバーだけがメッセージを読むことができ（ルータ装置は読めない）、受信装置はそのメッセージが本当に自分たちに宛てられたものなのかどうか、そしてそれが送信装置ＩＤ１によって送信されたものなのかどうかを検証することができる。

通信プロトコルは一般に層構造の、ＯＳＩのようなスタックを使って記述される。このスタックの一部を下から上に挙げると、物理層（PHY: physical layer）、メディアアクセス制御層（MAC: medium access control layer）、ネットワーク層（NWK: network layer）およびアプリケーション層（APL: application layer）である。異なる装置上の同一の層の間で交換されるフレームはヘッダおよびペイロードからなる。スタック中のレベルｎにおけるフレームは物理的には層ｎ−１におけるフレームのペイロードとして送られる。こうしたヘッダのフィールドを識別するための略称の一部は次のようなものである：発信元アドレス（source address）ＳＲＣ、目的地アドレス（destination address）ＤＥＳＴ、情報フィールド（information field）ＩＮＦ。

問題に対するストレートだが非効率的な解決策は、メッセージに対する、および目的地アドレスに対する、および発信元アドレスに対するＭＩＣをグループの鍵K_Gを使ってアプリケーション層に計算させることである。

次いでＮＷＫ層もＮＷＫ−ＤＥＳＴアドレスおよびＮＷＫ−ＳＲＣアドレスを追加する。これはルーティングアルゴリズムによって通常要求されていることである。ＮＷＫ層はさらにこれら二つのＮＷＫアドレスに対して追加的なＭＩＣを計算してもよい。上に挙げた解決策と比較して、この解決策ではより多くのオーバーヘッド（一つまたは二つ多いアドレス）および一つの追加のＭＩＣが送られることになり、その結果この解決策は比較的効率が悪いものとなる。第二の欠点は、ＡＰＬ層が、アドレス情報の検証というより低位の層に属するのがより自然であるタスクに関わるという点である。

したがって、安全性を提供しつつ間接アドレス指定の効率を改善する方法を提供することが本発明の目的の一つである。

この目的は、少なくとも一つの受信装置のグループを参照する第一の目標アドレス参照を有する通信フラグメントを伝達する方法によって実現される。該方法は：・送信装置が当該通信フラグメントの少なくとも一部を保護するための暗号を使ったメッセージ完全性コードを追加し、・送信装置が前記保護された通信フラグメントをルータ装置に送信し、・前記ルータ装置が目標装置のグループ内にある少なくとも一つの受信装置のために前記第一の目標アドレス参照を前記少なくとも一つの受信装置のアドレスに修正し、一方で未変更の暗号メッセージ完全性コードを維持し、その後前記修正された保護された通信フラグメントを前記少なくとも一つの受信装置に転送し、・前記少なくとも一つの受信装置が前記修正された保護された通信フラグメントを受信し、・前記少なくとも一つの受信装置が元の保護された通信フラグメントを復元して前記メッセージ完全性コードを使って前記元の保護された通信フラグメントの検証を可能にする、ステップを有する。

安全性の理由から、アドレス指定情報は鍵K_Gを使ったＭＩＣを用いて保護されるべきである。しかし、反復ユニキャストを行うためにはルータ装置はこのアドレス指定情報を変更できるべきである。明らかに、ＧはＭＩＣによって保護されているので、反復ユニキャストを行うために単に目標アドレスで置き換えることはできない。置き換えられたアドレスをもつ通信フラグメントを受け取った受信装置がＭＩＣを検査したときに、前記の保護された情報が含んでいるのはＧであり、その受信装置のＩＤではないはずなので、不一致を見出すことになる。その結果、おそらくはそのメッセージは無視されることになるだろう。

したがって、送信装置は、たとえばメッセージ中の特別のＩＡビットフィールドをセットすることによって、間接アドレス指定の使用を示す。（あるいはまた、ルータ装置が、たとえば目標アドレスがグループＩＤであることなどによって間接アドレス指定が使われていることを検知したのち、メッセージ中の特別のＩＡビットフィールドをセットすることによって間接アドレス指定の使用を示してもよい。）アドレスＭＡＣ−ＤＥＳＴおよびＭＡＣ−ＳＲＣはメッセージがＩＤ１からＩＤ２に送られることを示す。アドレスＮＷＫ−ＤＥＳＴおよびＮＷＫ−ＳＲＣはそのメッセージの最終目的地がＧ内のメンバー全員（可能性としてはＩＤ１自身を除いて）であり、そのメッセージがＩＤ１によって送られたことを示す。ＮＷＫ−ＩＮＦフィールドはさらに、そのメッセージが間接アドレス指定のコンテキストにおいて使われており（ＩＡ＝１）、ＩＤ１のアプリケーションはグループの鍵K_Gを使って文字列ｍを暗号化した（E_KG(m)で示す）ことを示す。

送信装置からそのメッセージを受信すると、ルータ装置はＮＷＫ−ＩＮＦフィールドのＩＡビットを検査することによってそれがＩＡメッセージであることを感知し、グループＧのメンバー全員（可能性としては送信装置ＩＤ１を除いて）への多重ユニキャストを実行することになる。ルーティング情報（たとえばルーティング表）からルータ装置は受信装置に到達する一つの方法が中間ノードに送信することであることを知っている。中間の転送はグループＩＤであるＧを認識せず、ユニキャストルーティングアルゴリズムは単一の既知の装置アドレスを最終目的地として必要とするので、ルータは、各受信装置についてＮＷＫ−ＤＥＳＴフィールドをエントリーＧからその受信装置のＩＤのアドレスに変更する。さらに、この置換のため、ＭＩＣおよび保護された情報はもはや一致しなくなっていることを注意しておく。受信装置はこのメッセージを受信すると、修正された情報を置換する。たとえば、受信装置ＩＤをグループＩＤで置換する。それによりＭＩＣを検証できるようになる。受信装置は、この動作を実行するためにはＧ内の全装置のＩＤを知っているべきである。代替的な解決策は、送信装置またはルータ装置がグループＩＤのＧを当該通信フラグメントのどこか、たとえばＮＷＫフレーム中のＮＷＫ−ＩＮＦフィールドにコピーしておくことである。この方法により、諸受信装置は装置ＩＤとグループＩＤの間の関係を保存しておく必要がなくなり、それでいてＭＩＣを検証する前にＮＷＫ−ＤＥＳＴフィールド内においてグループＩＤへの置換を行うことができる。さらに、メンバーに重なりがある複数のグループについてもこのようにして対応できる。

この解決策の利点は、送信装置が要求するのが、非常に限られた量の情報を保存し、非常に短く少量の通信フラグメントを送ることだけであるということである。ルータ装置（ＩＤ２）の活動および中間の転送は、送信装置（ここではＩＤ１）によるメッセージがセキュリティで保護されているかどうかという事実からは独立している。間接アドレス指定を認識する必要があるのは、グループのメンバーおよび（当然ながら）ルータ装置だけである。ルータ装置と各受信装置との間の中間ノードは間接アドレス指定モードには関知しない。ルータ装置を信頼してアプリケーションデータを託す必要はない。

本発明に基づく方法のある有利な実装がある請求項で述べられている。間接アドレス指定モードを使っていることを示すために単一ビットフィールドＩＡを使うことは、簡単で効率的である。

本発明に基づく方法のある有利な実装がある請求項で述べられている。メッセージ内容の暗号化ならびにＭＩＣの生成または検証の両方に単一の共通の鍵を使用することは、効率的な実装をもたらす。

本発明に基づく方法のある有利な実装がある請求項で述べられている。受信装置は、目標アドレス参照を該受信装置がメンバーになっている複数のグループによっていろいろと置き換えを試みる。このようにして、該受信装置はＭＩＣが一致するグループＩＤをみつけることができる。これにより、通信フラグメントにグループＩＤを追加する必要が軽減され、よって通信フラグメント長が最適化される。

本発明に基づく方法のある有利な実装がある請求項で述べられている。この実装は、前記の修正された保護された通信フラグメント内に元の第一の目標アドレス参照を保存またはコピーしておくことによって、受信装置が通信フラグメントをローカルな情報なしに、また一致するグループＩＤを見出すためにいろいろと試みる必要もなしに通信フラグメントを復元できるようにする。

本発明に基づくルータ装置、受信装置および信号は請求項において述べられるような特徴のものである。

これらのことを含む本発明のさまざまな側面について、例として、また概略図面を参照しつつさらに説明する。

図面を通じて、同じ参照符号は同様の、あるいは対応する特徴を示す。図面に示された一部の特徴は典型的にはソフトウェアにおいて実装され、よってソフトウェアモジュールまたはオブジェクトのようなソフトウェアエンティティを表している。

通信プロトコルは一般に層構造のＯＳＩのようなスタックを使って記述される。スタックの一例は、下から上に、物理層（PHY）、メディアアクセス制御層（MAC）、ネットワーク層（NWK）およびアプリケーション層（APL）を有する。異なる装置上の同一の層の間で交換されるフレームはヘッダおよびペイロード（payload）からなる。スタック中のレベルｎにおけるフレームは物理的には層ｎ−１におけるフレームのペイロードとして送られる。ここで、この４層プロトコルスタックにおける上位３層を考えて、図１はＭＡＣ層によって送られるメッセージ１００を示している。

多くの場合、ＡＰＬ層のアドレスとＮＷＫ層のアドレスとの間には密接な関係があり、そのためＡＰＬ層における重複したアドレス情報は省いて効率的な解決策を達成することが可能である。ＮＷＫ層におけるアドレス情報は、ルーティングアルゴリズムによって必要とされるため、通例省略できない。ＡＰＬアドレスは通例ＮＷＫアドレスに等しいか、あるいは容易に導出できるため、メッセージの大きさを減らすために存在しないこともある。

ＩＮＦフィールドは、各層において、メッセージの残りの部分にどのような種類の情報があってどのように扱うべきかといったことに関する受信装置のための情報を含んでいる。たとえば、ＭＡＣ−ＩＮＦフィールドはＭＡＣ−ＰＡＹＬＯＡＤが暗号化されているということを示すなどである。これが受信装置に、ペイロードの処理を進める前にまず復号する必要があることを示す。また、ＮＷＫ−ＩＮＦフィールドは受信したフレームが間接アドレス指定のコンテキストにおいて生成され、それに応じた扱いをするべきであることなどを示す。

間接アドレス指定は図２において概略的に示されている。グループＧ＝｛ＩＤ１，ＩＤ３，ＩＤ４，ＩＤ５｝のメンバーであるＩＤ１の送信装置２０１が、最終目的地アドレスＧ、自分のアドレスＩＤ１および文字列ｍ（すなわち、グループに対して送られる情報そのもの）を含むメッセージ２１１をＩＤ２のルータ装置２０２に送信する。ＩＤ２がそのメッセージを受信してＩＤ１からきたそのメッセージがグループＧに宛てられていることを感知すると、そのメッセージをＩＤ３ ２０３、ＩＤ４ ２０４、ＩＤ５ ２０５に、そのアドレスをたとえば対応表２１２でみつけて転送する。

安全対策として、文字列ｍを発生させるＩＤ１で走っているアプリケーションは、Ｇのメンバーのみが知っている暗号鍵K_Gを使ってｍを暗号化したいことがある。さらに、メッセージ中の自分のアドレスＩＤ１および目的地アドレスＧに対してもK_Gを使ってメッセージ完全性コード（MIC）を適用したいことがある。こうした安全対策の結果、Ｇのメンバーだけがメッセージを読むことができ（ルータ装置は読めない）、受信装置はそのメッセージが本当に自分たちに宛てられたものなのかどうか、そしてそれがＩＤ１によって送信されたものなのかどうかを検証することができる。

ＩＤ１はルータ装置ＩＤ２を信頼しないので、ＩＤ２は鍵K_Gを利用することはできない。しかし、ルータノードは、反復ユニキャストを実行するためには、ＮＷＫレベルにおけるアドレス指定情報を変更できるべきである。ＧはＭＩＣによって保護されているので、反復ユニキャストを行うために単純にＩＤ３、ＩＤ４、ＩＤ５によって置き換えることはできない：受信装置ＩＤ３、ＩＤ４、ＩＤ５がＭＩＣを検査したとき、前記の保護された情報が含んでいるのはＧであり、それぞれＩＤ３、ＩＤ４、ＩＤ５ではないはずなので、不一致を見出すことになる。その結果、そのメッセージは無視されてしまう。

図３に示したように、ＩＤ１は暗号を使ったグループの鍵K_G、グループＧのＩＤ（グループメンバー全員のアドレスは必ずしも知らなくてもよい）およびそのルータ装置ＩＤ２のアドレスを知っている。ルータ装置ＩＤ２は、Ｇのメンバー全員のアドレスを知っているか、あるいは取得することができる。

ＩＤ１はメッセージ３０１をルータＩＤ２ ３０２に送信する。このメッセージはＭＡＣレベルでは図４のメッセージ４０１のように見える。ここで、図１と比較して、現在の説明に重要でないフィールドは明瞭化のために省略している。アドレスＭＡＣ−ＤＥＳＴおよびＭＡＣ−ＳＲＣは、メッセージがＩＤ１からＩＤ２に送られることを示す。アドレスＮＷＫ−ＤＥＳＴおよびＮＷＫ−ＳＲＣはそのメッセージの最終目的地がＧのメンバー全員（可能性としてはＩＤ１自身を除いて）であり、そのメッセージがＩＤ１によって送られたことを示す。ＮＷＫ−ＩＮＦフィールドはさらに、そのメッセージが間接アドレス指定のコンテキストのメッセージであり（ＩＡ＝１）、ＩＤ１のアプリケーションはグループの鍵K_Gを使ってＡＰＬ−ＰＡＹＬＯＡＤの文字列ｍを暗号化した（E_KG(m)で示す）ことを示す。メッセージ中の暗灰色の背景はその内容がK_Gを使ってＭＩＣにより保護されていることを意味している。代替的な方策としては、送信装置ＩＤ１のアプリケーションはｍの暗号化はせず、ＭＩＣを追加するだけという決定をしてもよい。この場合、メッセージ４０１内のE_KG(m)はｍとなる。

送信装置ＩＤ１ ３０１からそのメッセージを受信すると、ルータ装置ＩＤ２ ３０２はＮＷＫ−ＩＮＦフィールドのＩＡビットを検査することによってそれがＩＡメッセージであることを感知し、Ｇのメンバー全員３０３、３０４、３０５（やはり可能性としてはＩＤ１を除いて）への多重ユニキャストを実行することになる。代替的な実装においては、送信装置からのメッセージを受信したルータ装置は、送信装置がＩＡメッセージを送信したと結論付けるために、ＮＷＫ−ＩＮＦフィールドのＩＡビットを検査する代わりにＮＷＫ−ＤＥＳＴフィールドを検査してもよい。

その後、ルータ装置はＮＷＫ−ＤＥＳＴフィールドにおいて値ＧをそれぞれＩＤ３、ＩＤ４、ＩＤ５によって置き換える。これによりＭＩＣによって保護された情報とＭＩＣそのものとの間に生じる不一致を無視することになる。ルータは、前記保護された情報にこれ以外の修正を行うことも許されるが、それは受信装置がＭＩＣを検証する前にその修正を解除できる限りにおいてである。

例として、ＩＤ２からＩＤ４へのユニキャストメッセージについて述べる。ルーティング情報（たとえばルーティング表）から、ＩＤ２は、ＩＤ４に到達する一つの方法が、メッセージをＩＤ７に送ることであることを知っている。その後、図３に示したように何度か転送が行われる。この場合、ＩＤ２がＩＤ７に送るメッセージは、ＭＡＣレベルでは図４のメッセージ４０２のように見えることになる。中間の転送はグループＩＤであるＧを認識せず、ユニキャストルーティングアルゴリズムは単一の既知の装置アドレスを最終目的地として必要とするので、ＮＷＫ−ＤＥＳＴフィールドにおいて、エントリーＧはＩＤ４によって置換される。この置換のため、ＭＩＣおよび保護された情報はもはや一致しなくなっている。そのことはＮＷＫ−ＤＥＳＴフィールドの縞の明灰色の背景によって図示している。

可能性としてはさらに転送を重ねたのち、メッセージ３１３は最終的にＩＤ４に到達する。最後から一つ手前の転送アドレスがＩＤ８であったとすると（図３参照）、そのメッセージはメッセージ４０３のように見える。ＩＤ４が自分がメッセージを受け取る可能性のあるＧ内のすべての装置のＩＤを知っていれば（図３ではＩＤ１→｛Ｇ｝によって示されている）、受信したメッセージのＮＷＫ−ＳＲＣフィールドを検査することによって、ＩＤ４はグループＩＤのＧを取得することができる。そのメッセージのＭＩＣをK_Gを使って検証する前に、受信装置ＩＤ４はＮＷＫ−ＤＥＳＴフィールドに含まれるアドレスＩＤ４をＧで置換する。

この解決法は単純な状況では非常に効率的だが、より込み入った状況では問題がある。たとえば、ＩＤ１およびＩＤ４はともにＧのメンバーであるが、別のグループＧ′のメンバーでもあって、そのグループＧ′でもＩＤ１が送信装置であるということもある。メッセージを受信したＩＤ４としては、ＩＤ１→｛Ｇ，Ｇ′｝を保存しているはずなので、ＮＷＫ−ＤＥＳＴフィールドにあるＩＤ４をＧで置換すべきかＧ′で置換すべきかがはっきりしない。明らかな方法としては、ＩＤ４は再計算されたＭＩＣがメッセージのＭＩＣに一致するまでＩＤ１に属する一連のグループＩＤをすべて試行することができる。代替的な解決策は、グループＩＤのＧをＮＷＫフレーム内のたとえばＮＷＫ−ＩＮＦフィールドにコピーしておくことである。この方法により、諸受信装置は装置ＩＤとグループＩＤの間の関係を保存しておく必要がなくなり、それでいてＭＩＣを検証する前にＮＷＫ−ＤＥＳＴフィールド内においてグループＩＤへの置換を行うことができる。その代償は、この場合、送るべきメッセージが長くなるということである。

ＮＷＫフレーム内にＧを保存することに対する代替的な解決策として、受信装置は目標アドレス参照を該受信装置および送信装置がメンバーになっている複数のグループによっていろいろと置き換えを試みる。このようにして、該受信装置はＭＩＣが一致するグループＩＤをみつけることができる。これにより、通信フラグメントにグループＩＤを追加する必要が軽減され、よって通信フラグメント長が最適化される。

本発明に基づく方法の利点は次のようにまとめられる。送信装置が要求するのが、非常に限られた量の情報を保存することだけである。ルータ装置（ＩＤ２）の活動および中間の転送は、送信装置（ここではＩＤ１）によるメッセージがセキュリティで保護されているかどうかという事実からは独立している。グループＧを認識するのは、グループのメンバーおよび（当然ながら）ルータ装置だけである。メッセージにおけるオーバーヘッドは１ビットのみである（ＮＷＫ−ＩＮＦフィールドのＩＡビット）。受信装置は装置ＩＤとグループＩＤとの間の関係を保存する必要があるが、これは効率的に行える。ルータ装置を信頼してアプリケーションデータを託す必要はない。

当業者には、上に提示した解決策に小修正を施したものも同じ解決策をなすことは明らかである。

たとえば、送信装置ＩＤ１からルータ装置ＩＤ２へのメッセージの大きさをさらに減らすために、ルータ（ＩＤ２）のＩＤ情報はコンテキストから明らかな場合には省略されうる。ＩＤ１からメッセージを受け取ったルータはコンテキストからそのメッセージをグループＧに転送しなければならないことを推論しうる。これにより送信装置において必要とされる記憶量および送信装置によって送信されるべきメッセージの長さがさらに削減される。

第二の例として、送信装置ＩＤ１からルータ装置ＩＤ２へのメッセージの大きさをさらに減らすために、ルータ装置がＧ内の単一の装置（今の場合ＩＤ１）のためにのみルータとして動作している場合には、送信装置のＩＤ情報ＩＤ１をルータ装置上のグループ定義（ここではＧ＝｛ＩＤ１，ＩＤ３，ＩＤ４，ＩＤ５｝）から省略することもできる。

さまざまな代替が可能である。上記の記載において、「有する」は他の要素やステップを排除するものではない。単数形の表現は複数を排除するものではない。請求項において挙げられているいくつかの手段の機能を単一のプロセッサその他のユニットが果たしてもよい。

４層プロトコルスタックについてのＭＡＣ層でのメッセージの構造図である。 間接アドレス指定の概略的な例を示す図である。 間接アドレス指定の詳細な例を示す図である。 間接アドレス指定の間のＭＡＣレベルにおけるメッセージ形式を示す図である。

Claims (11)

1. 少なくとも一つの受信装置のグループを参照する第一の目標アドレス参照を有する通信フラグメントを伝達する方法であって：
   ・送信装置が当該通信フラグメントの少なくとも一部を保護するための暗号を使ったメッセージ完全性コードを追加し、
   ・前記送信装置が前記保護された通信フラグメントをルータ装置に送信し、
   ・前記ルータ装置が目標装置のグループ内にある少なくとも一つの受信装置のために前記第一の目標アドレス参照を前記少なくとも一つの受信装置のアドレスに修正し、一方で未変更の暗号メッセージ完全性コードを維持し、その後前記修正された保護された通信フラグメントを前記少なくとも一つの受信装置に転送し、
   ・前記少なくとも一つの受信装置が前記修正された保護された通信フラグメントを受信し、
   ・前記少なくとも一つの受信装置が、該受信装置自身のアドレスを、前記グループを参照する第一の目標アドレス参照によって置き換えることによって、元の保護された通信フラグメントを復元して前記メッセージ完全性コードを使って前記元の保護された通信フラグメントの検証を可能にする、ステップを有する。
2. 前記置き換えることが、前記送信装置を含むグループの識別情報の一つ一つを試していくことを通じて、または前記修正された保護された通信フラグメント内に保存されている第一の目標アドレスを使うことにより行われる、請求項１記載の方法。
3. 前記通信フラグメントが間接アドレス指定が使われているかどうかを示すためのビットフィールドＩＡを有することを特徴とする、請求項１または２記載の方法。
4. 前記送信装置と前記少なくとも一つの受信装置とが共通の暗号鍵を共有しており、前記暗号を使ったメッセージ完全性コードが該共通の暗号鍵を使うことによってのみ計算可能であり、検証可能であることを特徴とする、請求項１または２記載の方法。
5. 前記共通の暗号鍵がメッセージ内容を暗号化するために使用されることを特徴とする、請求項４記載の方法。
6. 前記少なくとも一つの受信装置が前記元の保護された通信フラグメントを復元するのが、前記第一の目標アドレス参照を前記送信装置を含むグループの識別情報のそれぞれで置き換えて、どのグループの識別情報について前記メッセージ完全性コードが一致するかを判定することによることを特徴とする、請求項１または２記載の方法。
7. ・前記ルータ装置が、前記第一の目標アドレス参照を修正するステップにおいて、前記第一の目標アドレス参照を修正された保護された通信フラグメント内に保存し、
   ・前記少なくとも一つの受信装置が前記元の保護された通信フラグメントを復元するのが、前記修正された保護された通信フラグメント内の保存された第一の目標アドレスを使って前記メッセージ完全性コードの検証を可能にすることによってであることを特徴とする、請求項１記載の方法。
8. 少なくとも一つの受信装置のグループを参照する第一の目標アドレス参照を有する通信フラグメントを、送信装置から受信装置に向けてルーティングするよう構成されたルータ装置であって：
   ・少なくとも一つの受信装置のグループを参照する第一の目標アドレス参照およびメッセージ完全性コードを有する通信フラグメントであって、該通信フラグメント内の少なくとも前記第一の目標アドレス参照は前記メッセージ完全性コードによって保護されている通信フラグメントを受信するよう構成されている受信手段と、
   ・少なくとも一つの受信装置のグループを参照する第一の目標アドレス参照を前記少なくとも一つの受信装置を参照する参照によって置換することによって前記通信フラグメントを修正し、その一方で修正された通信フラグメントではなく元の通信フラグメントを保護する元のメッセージ完全性コードを維持するよう構成されている修正手段と、
   ・前記修正された通信フラグメントを前記少なくとも一つの受信装置に送信する送信手段、
   とを有することを特徴とするルータ装置。
9. 送信装置から発し、少なくとも一つの受信装置のグループを参照する第一の目標アドレス参照および少なくとも前記第一の目標アドレス参照を保護するメッセージ完全性コードを有する通信フラグメントから導かれたものである、修正された通信フラグメントをルータ装置を通じて受信するよう構成された受信装置であって：
   ・前記修正された通信フラグメントを受信するよう構成されている受信手段と、
   ・前記暗号を使ったメッセージ完全性コードを計算するために使われた元の通信フラグメントを得るために、当該受信装置自身のアドレスを、少なくとも一つの受信装置のグループを参照する前記第一の目標アドレスで置き換えるよう構成されている復元手段と、
   ・前記暗号を使ったメッセージ完全性コードを検証するよう構成されている検証手段、
   とを有することを特徴とする受信装置。
10. 前記復元手段が、前記置き換えることを、前記送信装置を含むグループの識別情報の一つ一つを試していくことを通じて、または前記修正された保護された通信フラグメント内に保存されている第一の目標アドレスを使うことにより実行するよう構成されている、請求項９記載の受信装置。
11. 送信装置、請求項８記載のルータ装置および請求項９記載の受信装置を有することを特徴とする通信システム。

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