JPH07303101A - メッセージ信号の集合の処理方法および装置 - Google Patents
メッセージ信号の集合の処理方法および装置Info
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- JPH07303101A JPH07303101A JP4267809A JP26780992A JPH07303101A JP H07303101 A JPH07303101 A JP H07303101A JP 4267809 A JP4267809 A JP 4267809A JP 26780992 A JP26780992 A JP 26780992A JP H07303101 A JPH07303101 A JP H07303101A
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- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L9/00—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols
- H04L9/32—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols including means for verifying the identity or authority of a user of the system or for message authentication, e.g. authorization, entity authentication, data integrity or data verification, non-repudiation, key authentication or verification of credentials
- H04L9/3236—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols including means for verifying the identity or authority of a user of the system or for message authentication, e.g. authorization, entity authentication, data integrity or data verification, non-repudiation, key authentication or verification of credentials using cryptographic hash functions
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- H04W12/037—Protecting confidentiality, e.g. by encryption of the control plane, e.g. signalling traffic
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- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
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- Computer Security & Cryptography (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Mobile Radio Communication Systems (AREA)
- Telephonic Communication Services (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】 シグナリングメッセージが暗号化され音声通
信が暗号化可能な、サービス提供者に対し移動装置を認
証させるためのプロトコルを与える。 【構成】 サービス提供者は、各移動装置に、ただ１つ
の「秘密」を、電話番号のような他の情報とともに割り
当てる。サービス提供者の希望で、その秘密に基づき共
有秘密データを作成するように指令が移動装置に送られ
る。共有秘密データは、提供者によってその目的で送ら
れるビット列の助けを借りて作成される。作成された共
有秘密データの一部が音声を暗号化するために使用さ
れ、同一のまたは他の部分が第２暗号化鍵を作成するプ
ロセスへの入力として使用される。この鍵は、進行中の
通話の性質に影響を与えるような、移動装置によって生
成される制御信号を符号化するために移動装置で使用さ
れる。
信が暗号化可能な、サービス提供者に対し移動装置を認
証させるためのプロトコルを与える。 【構成】 サービス提供者は、各移動装置に、ただ１つ
の「秘密」を、電話番号のような他の情報とともに割り
当てる。サービス提供者の希望で、その秘密に基づき共
有秘密データを作成するように指令が移動装置に送られ
る。共有秘密データは、提供者によってその目的で送ら
れるビット列の助けを借りて作成される。作成された共
有秘密データの一部が音声を暗号化するために使用さ
れ、同一のまたは他の部分が第２暗号化鍵を作成するプ
ロセスへの入力として使用される。この鍵は、進行中の
通話の性質に影響を与えるような、移動装置によって生
成される制御信号を符号化するために移動装置で使用さ
れる。
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】米国における現在のセルラ電話配置のも
とでは、セルラ電話加入者が呼を発すると、そのセルラ
電話はサービス提供者に対し料金請求のために発呼者の
識別番号を指示する。この情報は暗号化されない。詐欺
者がうまい時刻に盗聴すると、その加入者の識別情報を
取得することができる。
とでは、セルラ電話加入者が呼を発すると、そのセルラ
電話はサービス提供者に対し料金請求のために発呼者の
識別番号を指示する。この情報は暗号化されない。詐欺
者がうまい時刻に盗聴すると、その加入者の識別情報を
取得することができる。
【０００３】技術があれば、盗聴者が、与えられたセル
内のすべてのセルラ周波数を自動的に走査して、そのよ
うな識別情報を検索することが可能である。その結果、
セルラ電話サービスの侵害が横行する。また、音声信号
の暗号化の欠如は、盗聴者に、会話の内容をさらす。要
するに、セルラ電話技術において有効なセキュリティ手
段に対する明らかな需要が存在し、認証およびプライバ
シーを保証するために暗号技術を使用することが示唆さ
れる。
内のすべてのセルラ周波数を自動的に走査して、そのよ
うな識別情報を検索することが可能である。その結果、
セルラ電話サービスの侵害が横行する。また、音声信号
の暗号化の欠如は、盗聴者に、会話の内容をさらす。要
するに、セルラ電話技術において有効なセキュリティ手
段に対する明らかな需要が存在し、認証およびプライバ
シーを保証するために暗号技術を使用することが示唆さ
れる。
【０００４】セルラ電話技術に存在する一般的な種類の
認証問題を解決するためにいくつかの標準的暗号化方法
が存在するが、これらはそれぞれ実際上の問題を有する
ことが分かっている。第１に、古典的なチャレンジ／応
答プロトコルが、公開鍵暗号化アルゴリズムに基づいて
使用される。この方法では、加入者の移動局には、ホー
ムシステムによっても知られている秘密鍵が発行され
る。サーバシステムが加入者を認証しようとする場合、
ホームシステムに、与えられた加入者とともに使用する
チャレンジおよび応答を問い合わせる。サーバシステム
はホームシステムによって提供された応答と移動局によ
って提供された応答を比較し、それらが一致した場合、
移動局は認証される。
認証問題を解決するためにいくつかの標準的暗号化方法
が存在するが、これらはそれぞれ実際上の問題を有する
ことが分かっている。第１に、古典的なチャレンジ／応
答プロトコルが、公開鍵暗号化アルゴリズムに基づいて
使用される。この方法では、加入者の移動局には、ホー
ムシステムによっても知られている秘密鍵が発行され
る。サーバシステムが加入者を認証しようとする場合、
ホームシステムに、与えられた加入者とともに使用する
チャレンジおよび応答を問い合わせる。サーバシステム
はホームシステムによって提供された応答と移動局によ
って提供された応答を比較し、それらが一致した場合、
移動局は認証される。
【０００５】この方法の問題点は、しばしばサーバシス
テムが呼設定の認証をするのに十分急速にホームシステ
ムと接触することができないこと、または、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鍵を参
照しチャレンジ／応答対を十分急速に作成することがで
きないことである。
テムが呼設定の認証をするのに十分急速にホームシステ
ムと接触することができないこと、または、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鍵を参
照しチャレンジ／応答対を十分急速に作成することがで
きないことである。
【０００６】公開鍵暗号化は、認証問題を解決するため
の方法の他の標準的クラスを与える。一般的に、各移動
局には、サービス提供者の公開鍵によって署名され、そ
の移動局はサービス提供者の正当な顧客であることを宣
言する、識別番号の「公開鍵証明書」が与えられる。さ
らに、各移動局には、正当な顧客であることを第三者
（例えばサーバシステム）に対して証明するために、そ
の証明書とともに使用することができるハッシュデータ
（個人鍵）も与えられる。
の方法の他の標準的クラスを与える。一般的に、各移動
局には、サービス提供者の公開鍵によって署名され、そ
の移動局はサービス提供者の正当な顧客であることを宣
言する、識別番号の「公開鍵証明書」が与えられる。さ
らに、各移動局には、正当な顧客であることを第三者
（例えばサーバシステム）に対して証明するために、そ
の証明書とともに使用することができるハッシュデータ
（個人鍵）も与えられる。
【０００７】例えば、サービス提供者がＲＳＡ鍵の対
（Ｆ，Ｇ）を有するとする。Ｆは個人鍵、Ｇは公開鍵で
ある。サービス提供者は、各移動局に自分のＲＳＡ鍵の
対（Ｄ，Ｅ）を、Ｆ（Ｅ）（提供者の個人鍵Ｆを使用し
て移動局の公開鍵Ｅを暗号化したもの）とともに提供す
る。移動局は、サーバシステムに（Ｅ，Ｆ（Ｅ））を送
ることによって同一性を主張する。サーバシステムはＧ
をＦ（Ｅ）に適用してＥを取得する。サーバシステムは
チャレンジＸを生成し、移動局の公開鍵Ｅでそれを暗号
化して移動局に送るＥ（Ｘ）を取得する。移動局は個人
鍵ＤをＥ（Ｘ）に適用してＸを取得し、応答として正当
なサーバに送り返す。
（Ｆ，Ｇ）を有するとする。Ｆは個人鍵、Ｇは公開鍵で
ある。サービス提供者は、各移動局に自分のＲＳＡ鍵の
対（Ｄ，Ｅ）を、Ｆ（Ｅ）（提供者の個人鍵Ｆを使用し
て移動局の公開鍵Ｅを暗号化したもの）とともに提供す
る。移動局は、サーバシステムに（Ｅ，Ｆ（Ｅ））を送
ることによって同一性を主張する。サーバシステムはＧ
をＦ（Ｅ）に適用してＥを取得する。サーバシステムは
チャレンジＸを生成し、移動局の公開鍵Ｅでそれを暗号
化して移動局に送るＥ（Ｘ）を取得する。移動局は個人
鍵ＤをＥ（Ｘ）に適用してＸを取得し、応答として正当
なサーバに送り返す。
【０００８】
【発明が解決しようとする課題】この方式のいくつかの
変形は、他のものよりも計算量やデータ伝送量が少ない
が、現在セルラ電話で使用される種類のハードウェアで
１秒以下で効率的に実行可能な公開鍵認証方式はまだ存
在しない。サーバシステムとホームシステムの間のネッ
トワーク接続は、当面の認証には必要でないが、古典的
方法の場合のように、古典的方法を排除した同じ時間制
約が公開鍵方式をも排除する。
変形は、他のものよりも計算量やデータ伝送量が少ない
が、現在セルラ電話で使用される種類のハードウェアで
１秒以下で効率的に実行可能な公開鍵認証方式はまだ存
在しない。サーバシステムとホームシステムの間のネッ
トワーク接続は、当面の認証には必要でないが、古典的
方法の場合のように、古典的方法を排除した同じ時間制
約が公開鍵方式をも排除する。
【０００９】
【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配置に
よって満たされる。移動装置は、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。移動装置が
ベース局のセルに入ると、自分自身をベース局に認知さ
せ、ハッシュ認証文字列をベース局に与える。ベース局
は提供者に問い合わせ、その移動装置が正当な装置であ
ると判定された場合、提供者はベース局に共有秘密デー
タフィールドを提供する。その後、移動装置は、共有秘
密データフィールドを使用して、移動装置とベース局の
間で実行される認証プロセスの助けを借りて、ベース局
と通信する。
リティ需要は、共有秘密データフィールドによる配置に
よって満たされる。移動装置は、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。移動装置が
ベース局のセルに入ると、自分自身をベース局に認知さ
せ、ハッシュ認証文字列をベース局に与える。ベース局
は提供者に問い合わせ、その移動装置が正当な装置であ
ると判定された場合、提供者はベース局に共有秘密デー
タフィールドを提供する。その後、移動装置は、共有秘
密データフィールドを使用して、移動装置とベース局の
間で実行される認証プロセスの助けを借りて、ベース局
と通信する。
【００１０】この配置の１つの特徴は、異なるベース局
は、提供者によって移動装置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。また、移動装置との
対話に成功したベース局のみが共有秘密データフィール
ドを有する。
は、提供者によって移動装置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。また、移動装置との
対話に成功したベース局のみが共有秘密データフィール
ドを有する。
【００１１】他方、より多くの時間がかかる、秘密を使
用する認証プロセスは、提供者が関わる場合にのみ起こ
るが、これは、移動装置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。
用する認証プロセスは、提供者が関わる場合にのみ起こ
るが、これは、移動装置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】本発明の原理によれば、移動装置とベース
局の両方が、暗号鍵の対を作成するために共有秘密デー
タフィールドの一部を使用する。この対の第１暗号鍵
は、移動装置によって音声を暗号化するために使用さ
れ、ベース局によって音声を復号するために使用され
る。対の第２暗号鍵は、ベース局によって音声を暗号化
するために使用され、移動装置によって音声を復号する
ために使用される。
局の両方が、暗号鍵の対を作成するために共有秘密デー
タフィールドの一部を使用する。この対の第１暗号鍵
は、移動装置によって音声を暗号化するために使用さ
れ、ベース局によって音声を復号するために使用され
る。対の第２暗号鍵は、ベース局によって音声を暗号化
するために使用され、移動装置によって音声を復号する
ために使用される。
【００１３】共有秘密データフィールドを作成するため
に使用されるのと同じハッシュ関数が、暗号鍵の対を作
成するために使用される。
に使用されるのと同じハッシュ関数が、暗号鍵の対を作
成するために使用される。
【００１４】暗号化される制御メッセージは、自己反転
暗号化プロセスに従う３つの連続した変換によって暗号
化される。第１の変換では、暗号化するメッセージの各
語に乱数が加算される。この乱数は、共有秘密データフ
ィールドの一部からなるハッシュ文字列に関係し、この
文字列は、共有秘密データフィールドを導出する際に使
用されるハッシュ関数によってハッシュされるものであ
る。
暗号化プロセスに従う３つの連続した変換によって暗号
化される。第１の変換では、暗号化するメッセージの各
語に乱数が加算される。この乱数は、共有秘密データフ
ィールドの一部からなるハッシュ文字列に関係し、この
文字列は、共有秘密データフィールドを導出する際に使
用されるハッシュ関数によってハッシュされるものであ
る。
【００１５】第２の変換では、制御メッセージ（第１変
換によって変更されたもの）を構成する語の集合が前半
と後半に分割され、前半が部分的に後半に基づいて変更
される。第３の変換では、暗号化するメッセージ（第２
変換によって変更されたもの）の各語から乱数が減算さ
れる。この場合も、この乱数は、共有秘密データフィー
ルドの一部からなるハッシュ文字列に関係し、この文字
列は、共有秘密データフィールドを導出する際に使用さ
れるハッシュ関数によってハッシュされるものである。
換によって変更されたもの）を構成する語の集合が前半
と後半に分割され、前半が部分的に後半に基づいて変更
される。第３の変換では、暗号化するメッセージ（第２
変換によって変更されたもの）の各語から乱数が減算さ
れる。この場合も、この乱数は、共有秘密データフィー
ルドの一部からなるハッシュ文字列に関係し、この文字
列は、共有秘密データフィールドを導出する際に使用さ
れるハッシュ関数によってハッシュされるものである。
【００１６】
【実施例】移動セルラ電話配置においては、多くの移動
電話、それよりもずっと少数のセルラ無線提供者（各提
供者は１つ以上のベース局を有する）、および、１つ以
上の交換ネットワーク提供者（コモンキャリア）が存在
する。セルラ無線提供者およびコモンキャリアは、セル
ラ電話加入者がセルラおよび非セルラ電話加入者のいず
れとも通信できるように協力する。
電話、それよりもずっと少数のセルラ無線提供者（各提
供者は１つ以上のベース局を有する）、および、１つ以
上の交換ネットワーク提供者（コモンキャリア）が存在
する。セルラ無線提供者およびコモンキャリアは、セル
ラ電話加入者がセルラおよび非セルラ電話加入者のいず
れとも通信できるように協力する。
【００１７】この配置を図１に示す。コモンキャリアＩ
およびコモンキャリアＩＩが、交換機１０〜１４からな
る交換ネットワークを形成するために協力する。固定装
置２０および２１は交換機１０に接続され、移動装置２
２および２３は自由に移動し、ベース局３０〜４０は交
換機１０〜１４に接続される。ベース局３０〜３４は提
供者１に属し、ベース局３５および３６は提供者２に属
し、ベース局３７は提供者４に属し、ベース局３８〜４
０は提供者３に属する。説明のため、ベース局とは、１
個以上の送信機があるセルと同義語とする。セルの集合
体はセルラ地理サービスエリア（ＣＧＳＡ）を構成する
（例えば、図１のベース局３０、３１、および３２）。
およびコモンキャリアＩＩが、交換機１０〜１４からな
る交換ネットワークを形成するために協力する。固定装
置２０および２１は交換機１０に接続され、移動装置２
２および２３は自由に移動し、ベース局３０〜４０は交
換機１０〜１４に接続される。ベース局３０〜３４は提
供者１に属し、ベース局３５および３６は提供者２に属
し、ベース局３７は提供者４に属し、ベース局３８〜４
０は提供者３に属する。説明のため、ベース局とは、１
個以上の送信機があるセルと同義語とする。セルの集合
体はセルラ地理サービスエリア（ＣＧＳＡ）を構成する
（例えば、図１のベース局３０、３１、および３２）。
【００１８】各移動装置は、その装置に固有の電子シリ
アル番号（ＥＳＮ）を有する。ＥＳＮ番号は、装置が製
造される際にメーカーによって組み込まれ（例えば、読
みだし専用メモリ内に）、変更不可能である。しかし、
アクセスは可能である。
アル番号（ＥＳＮ）を有する。ＥＳＮ番号は、装置が製
造される際にメーカーによって組み込まれ（例えば、読
みだし専用メモリ内に）、変更不可能である。しかし、
アクセスは可能である。
【００１９】顧客が、所有またはリースしている移動装
置に対するサービスアカウントの設定を要求すると、サ
ービス提供者はその顧客に、電話番号（ＭＩＮ１指
定）、エリアコード指定（ＭＩＮ２指定）および「秘
密」（Ａキー）を割り当てる。ＭＩＮ１およびＭＩＮ２
指定は提供者の所定のＣＧＳＡに付随し、図１の配置の
すべてのベース局は、特定のＭＩＮ２およびＭＩＮ１の
対が属するＣＧＳＡを識別することができる。Ａキー
は、顧客の機器および提供者のＣＧＳＡプロセッサ（図
１で明確には図示せず）のみに既知である。ＣＧＳＡプ
ロセッサは装置のＥＳＮ、Ａキー、ＭＩＮ１およびＭＩ
Ｎ２指定ならびにサービス供給者が有することを所望す
る他の情報を保持する。
置に対するサービスアカウントの設定を要求すると、サ
ービス提供者はその顧客に、電話番号（ＭＩＮ１指
定）、エリアコード指定（ＭＩＮ２指定）および「秘
密」（Ａキー）を割り当てる。ＭＩＮ１およびＭＩＮ２
指定は提供者の所定のＣＧＳＡに付随し、図１の配置の
すべてのベース局は、特定のＭＩＮ２およびＭＩＮ１の
対が属するＣＧＳＡを識別することができる。Ａキー
は、顧客の機器および提供者のＣＧＳＡプロセッサ（図
１で明確には図示せず）のみに既知である。ＣＧＳＡプ
ロセッサは装置のＥＳＮ、Ａキー、ＭＩＮ１およびＭＩ
Ｎ２指定ならびにサービス供給者が有することを所望す
る他の情報を保持する。
【００２０】ＭＩＮ１およびＭＩＮ２指定ならびにＡキ
ーが組み込まれると、顧客の装置は、ＣＧＳＡプロセッ
サがその移動装置に特殊な乱数シーケンス（ＲＡＮＤＳ
ＳＤ）および「共有秘密データ」（ＳＳＤ）フィールド
の作成の指令を送ると、サービスのために初期化され
る。ＣＧＳＡは、移動装置が存在するセルのベース局を
通じて、ＲＡＮＤＳＳＤ、およびＳＳＤフィールド生成
指令を送る。ＳＳＤフィールドの作成は図２のプロトコ
ルに従う。
ーが組み込まれると、顧客の装置は、ＣＧＳＡプロセッ
サがその移動装置に特殊な乱数シーケンス（ＲＡＮＤＳ
ＳＤ）および「共有秘密データ」（ＳＳＤ）フィールド
の作成の指令を送ると、サービスのために初期化され
る。ＣＧＳＡは、移動装置が存在するセルのベース局を
通じて、ＲＡＮＤＳＳＤ、およびＳＳＤフィールド生成
指令を送る。ＳＳＤフィールドの作成は図２のプロトコ
ルに従う。
【００２１】ちなみに、図１の配置では、各ベース局
は、ある事前に割り当てられた周波数チャネル（同報バ
ンド）でセル内の全装置に情報を同報する。さらに、各
ベース局は、相互に同意した（一時的に）専用のチャネ
ルを通じて各移動装置と双方向通信を維持する。ベース
局と移動装置が通信チャネルについて同意する方法は本
発明にとって重要ではないため、詳細な説明はしない。
例えば、ある方法では、移動装置が全チャネルを走査
し、空いたチャネルを選択する。続いて移動装置はベー
ス局にそのＭＩＮ２およびＭＩＮ１指定を送り（平文形
式でまたは公開鍵で暗号化して）、ベース局が認証プロ
セスを開始することを可能にする。いったん認証された
通信が設定されれば、必要ならば、ベース局は移動局に
対し他のチャネルに切り替えるよう指示する。
は、ある事前に割り当てられた周波数チャネル（同報バ
ンド）でセル内の全装置に情報を同報する。さらに、各
ベース局は、相互に同意した（一時的に）専用のチャネ
ルを通じて各移動装置と双方向通信を維持する。ベース
局と移動装置が通信チャネルについて同意する方法は本
発明にとって重要ではないため、詳細な説明はしない。
例えば、ある方法では、移動装置が全チャネルを走査
し、空いたチャネルを選択する。続いて移動装置はベー
ス局にそのＭＩＮ２およびＭＩＮ１指定を送り（平文形
式でまたは公開鍵で暗号化して）、ベース局が認証プロ
セスを開始することを可能にする。いったん認証された
通信が設定されれば、必要ならば、ベース局は移動局に
対し他のチャネルに切り替えるよう指示する。
【００２２】以下でさらに詳細に説明するように、本発
明の移動電話システムで通話を設定し維持する際に、対
話を通して認証プロセスが何回か実行される。従って、
使用される認証プロセスは比較的に安全で簡単に実現で
きるものであるべきである。設計を単純化し実現化費用
を低減するため、移動装置およびベース局はいずれも同
じプロセスを使用すべきである。
明の移動電話システムで通話を設定し維持する際に、対
話を通して認証プロセスが何回か実行される。従って、
使用される認証プロセスは比較的に安全で簡単に実現で
きるものであるべきである。設計を単純化し実現化費用
を低減するため、移動装置およびベース局はいずれも同
じプロセスを使用すべきである。
【００２３】多くの認証プロセスは、プロセスを実現す
るために、ハッシュ関数または一方向関数を使用する。
ハッシュ関数は、「秘密」を署名に変換する多対一写像
を実現する。以下で、簡単で、高速で、有効で、かつ柔
軟なハッシュ関数の１つを説明する。これは本発明の認
証プロセスに非常に適しているが、もちろん他のハッシ
ュ関数も使用可能である。
るために、ハッシュ関数または一方向関数を使用する。
ハッシュ関数は、「秘密」を署名に変換する多対一写像
を実現する。以下で、簡単で、高速で、有効で、かつ柔
軟なハッシュ関数の１つを説明する。これは本発明の認
証プロセスに非常に適しているが、もちろん他のハッシ
ュ関数も使用可能である。
【００２４】［ジャンブルプロセス］ジャンブルプロセ
スは、ｋ語の鍵ｘ（ｊ）の助けを借りて、ｄ個の「秘
密」データｂ（ｉ）からなるブロックの「署名」を作成
することができる。ただし、ｄ、ｉ、ｊ、およびｋは整
数である。「署名」作成プロセスは、一度に１データ語
ずつに対して実行される。説明のため、ジャンブルプロ
セスが作用する語は８ビット長（０〜２５５の範囲を与
える）とするが、他のワードサイズも使用可能である。
スは、ｋ語の鍵ｘ（ｊ）の助けを借りて、ｄ個の「秘
密」データｂ（ｉ）からなるブロックの「署名」を作成
することができる。ただし、ｄ、ｉ、ｊ、およびｋは整
数である。「署名」作成プロセスは、一度に１データ語
ずつに対して実行される。説明のため、ジャンブルプロ
セスが作用する語は８ビット長（０〜２５５の範囲を与
える）とするが、他のワードサイズも使用可能である。
【００２５】「秘密」データブロック長はのこぎり波関
数で実現される。 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） この関数は以下のプロセスで使用される。ただし、ｚ＝
０およびｉ＝０から開始し、ｉは０≦ｉ≦６ｄ−５の範
囲の順次増大する整数値である。
数で実現される。 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） この関数は以下のプロセスで使用される。ただし、ｚ＝
０およびｉ＝０から開始し、ｉは０≦ｉ≦６ｄ−５の範
囲の順次増大する整数値である。
【００２６】ａ） ｂ（ｓd（ｉ））は、ｂ（ｓ
d（ｉ））＝ｂ（ｓd（ｉ））＋ｘ（ｉk）＋ＳＢＯＸ
（ｚ） ｍｏｄ ２５６ によって更新される。ただ
し、 ＊ ｉk＝ｉ ｍｏｄ ｋ， ＳＢＯＸ（ｚ）＝ｙ＋
［ｙ／２０４８］ ｍｏｄ２５６ ＊ ｙ＝（ｚ＃１６）（ｚ＋１１１）（ｚ） ＊ ［ｙ／２０４８］はｙ／２０４８の整数部分であ
り、＃はビットごとの排他的ＯＲ関数を表す。 ｂ） ｚは、ｚ＝ｚ＋ｂ（ｓd（ｉ）） ｍｏｄ ２５
６ によって更新される。
d（ｉ））＝ｂ（ｓd（ｉ））＋ｘ（ｉk）＋ＳＢＯＸ
（ｚ） ｍｏｄ ２５６ によって更新される。ただ
し、 ＊ ｉk＝ｉ ｍｏｄ ｋ， ＳＢＯＸ（ｚ）＝ｙ＋
［ｙ／２０４８］ ｍｏｄ２５６ ＊ ｙ＝（ｚ＃１６）（ｚ＋１１１）（ｚ） ＊ ［ｙ／２０４８］はｙ／２０４８の整数部分であ
り、＃はビットごとの排他的ＯＲ関数を表す。 ｂ） ｚは、ｚ＝ｚ＋ｂ（ｓd（ｉ）） ｍｏｄ ２５
６ によって更新される。
【００２７】このプロセスでは、データと鍵の実際の区
別がないことに注意すべきである。従って、認証に使用
される任意の文字列は、上記プロセスの鍵として使用さ
れる部分を有することができる。逆に、鍵と連結された
データワードは、「認証文字列」とみなすことができ
る。また、各語ｂ（ｉ）（ただし０≦ｉ＜ｄ）は、一度
に１語ずつ個別にハッシュされ、これはハッシュを「そ
の場で」実行する。ハッシュプロセス自体には追加バッ
ファは不要である。
別がないことに注意すべきである。従って、認証に使用
される任意の文字列は、上記プロセスの鍵として使用さ
れる部分を有することができる。逆に、鍵と連結された
データワードは、「認証文字列」とみなすことができ
る。また、各語ｂ（ｉ）（ただし０≦ｉ＜ｄ）は、一度
に１語ずつ個別にハッシュされ、これはハッシュを「そ
の場で」実行する。ハッシュプロセス自体には追加バッ
ファは不要である。
【００２８】上記のプロセスは、非常に基本的な従来の
プロセッサで容易に実行可能である。その理由は、必要
な演算は、（２０４８による除算を実行するための）シ
フト、（［］関数およびｍｏｄ２５６関数を実行するた
めの）切り捨て、加算、乗算、およびビットごとの排他
的ＯＲ関数である。
プロセッサで容易に実行可能である。その理由は、必要
な演算は、（２０４８による除算を実行するための）シ
フト、（［］関数およびｍｏｄ２５６関数を実行するた
めの）切り捨て、加算、乗算、およびビットごとの排他
的ＯＲ関数である。
【００２９】図２のＳＳＤフィールド初期化プロセスに
戻って、ＲＡＮＤＳＳＤシーケンスおよび新たなＳＳＤ
フィールド作成の指令（図２の矢印１００）が移動局に
よって受信されると、新たなＳＳＤフィールドが図４に
従って生成される。移動装置は、ＥＳＮ指定、Ａキー、
およびＲＡＮＤＳＳＤシーケンスを連結して認証文字列
を形成する。認証文字列は、ＳＳＤフィールドを出力す
る（上記の）ジャンブルブロック１０１に送られる。
戻って、ＲＡＮＤＳＳＤシーケンスおよび新たなＳＳＤ
フィールド作成の指令（図２の矢印１００）が移動局に
よって受信されると、新たなＳＳＤフィールドが図４に
従って生成される。移動装置は、ＥＳＮ指定、Ａキー、
およびＲＡＮＤＳＳＤシーケンスを連結して認証文字列
を形成する。認証文字列は、ＳＳＤフィールドを出力す
る（上記の）ジャンブルブロック１０１に送られる。
【００３０】ＳＳＤフィールドは２個のサブフィールド
からなる。ＳＳＤ−Ａサブフィールドは、認証手続きを
サポートするために使用される。ＳＳＤ−Ｂサブフィー
ルドは音声プライバシー手続きおよびいくつかのシグナ
リングメッセージ（後で説明）の暗号化をサポートする
ために使用される。注意すべき点は、上記のようにして
形成されたＳＳＤ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。以下の説明から分かるように、こ
れは困難な条件ではない。
からなる。ＳＳＤ−Ａサブフィールドは、認証手続きを
サポートするために使用される。ＳＳＤ−Ｂサブフィー
ルドは音声プライバシー手続きおよびいくつかのシグナ
リングメッセージ（後で説明）の暗号化をサポートする
ために使用される。注意すべき点は、上記のようにして
形成されたＳＳＤ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。以下の説明から分かるように、こ
れは困難な条件ではない。
【００３１】ホームＣＧＳＡプロセッサは、受信したＭ
ＩＮ２およびＭＩＮ１指定が割り当てられた移動装置の
ＥＳＮおよびＡキーを知っている。ホームＣＧＳＡプロ
セッサはまた、送ったＲＡＮＤＳＳＤシーケンスも知っ
ている。従って、ホームＣＧＳＡプロセッサは、移動装
置のＳＳＤフィールド作成プロセスを繰り返すことがで
きる位置にある。ＲＡＮＤＳＳＤ信号をＥＳＮ指定およ
びＡキーと連結することにより、上記のジャンブルプロ
セスによって、ＣＧＳＡプロセッサは新たなＳＳＤフィ
ールドを作成し、それをＳＳＤ−ＡおよびＳＳＤ−Ｂサ
ブフィールドに分割する。しかし、ホームＣＧＳＡプロ
セッサで作成されたＳＳＤフィールドは確認されなけれ
ばならない。
ＩＮ２およびＭＩＮ１指定が割り当てられた移動装置の
ＥＳＮおよびＡキーを知っている。ホームＣＧＳＡプロ
セッサはまた、送ったＲＡＮＤＳＳＤシーケンスも知っ
ている。従って、ホームＣＧＳＡプロセッサは、移動装
置のＳＳＤフィールド作成プロセスを繰り返すことがで
きる位置にある。ＲＡＮＤＳＳＤ信号をＥＳＮ指定およ
びＡキーと連結することにより、上記のジャンブルプロ
セスによって、ＣＧＳＡプロセッサは新たなＳＳＤフィ
ールドを作成し、それをＳＳＤ−ＡおよびＳＳＤ−Ｂサ
ブフィールドに分割する。しかし、ホームＣＧＳＡプロ
セッサで作成されたＳＳＤフィールドは確認されなけれ
ばならない。
【００３２】図２に従って、作成されたＳＳＤフィール
ドの確認が移動装置によって開始される。ブロック１０
２で、移動装置は乱数チャレンジシーケンス（ＲＡＮＤ
ＢＳシーケンス）を生成し、サーバベース局（移動装置
が位置するエリアをサービスするベース局）を通じてそ
れをホームＣＧＳＡプロセッサに送る。図５に従って、
ホームＣＧＳＡプロセッサは、チャレンジＲＡＮＤＢＳ
シーケンス、移動装置のＥＳＮ、移動装置のＭＩＮ１指
定、および新たに作成されたＳＳＤ−Ａを連結して、ジ
ャンブルプロセスに送る認証文字列を形成する。
ドの確認が移動装置によって開始される。ブロック１０
２で、移動装置は乱数チャレンジシーケンス（ＲＡＮＤ
ＢＳシーケンス）を生成し、サーバベース局（移動装置
が位置するエリアをサービスするベース局）を通じてそ
れをホームＣＧＳＡプロセッサに送る。図５に従って、
ホームＣＧＳＡプロセッサは、チャレンジＲＡＮＤＢＳ
シーケンス、移動装置のＥＳＮ、移動装置のＭＩＮ１指
定、および新たに作成されたＳＳＤ−Ａを連結して、ジ
ャンブルプロセスに送る認証文字列を形成する。
【００３３】このとき、ジャンブルプロセスは、移動局
に送るハッシュ認証信号ＡＵＴＨＢＳを作成する。移動
局もまた、ＲＡＮＤＢＳシーケンス、そのＥＳＮ指定、
そのＭＩＮ１指定および新たに作成されたＳＳＤ−Ａを
連結してジャンブルプロセスに送る認証文字列を形成す
る。移動局は、そのジャンブルプロセスの結果を、ホー
ムＣＧＳＡプロセッサから受信したハッシュ認証信号
（ＡＵＴＨＢＳ）と比較する。比較ステップ（ブロック
１０４）が一致を示した場合、移動局は、ＳＳＤフィー
ルドの更新が成功したことを示す確認メッセージをホー
ムＣＧＳＡプロセッサに送る。そうでない場合、移動局
は一致比較の失敗を報告する。
に送るハッシュ認証信号ＡＵＴＨＢＳを作成する。移動
局もまた、ＲＡＮＤＢＳシーケンス、そのＥＳＮ指定、
そのＭＩＮ１指定および新たに作成されたＳＳＤ−Ａを
連結してジャンブルプロセスに送る認証文字列を形成す
る。移動局は、そのジャンブルプロセスの結果を、ホー
ムＣＧＳＡプロセッサから受信したハッシュ認証信号
（ＡＵＴＨＢＳ）と比較する。比較ステップ（ブロック
１０４）が一致を示した場合、移動局は、ＳＳＤフィー
ルドの更新が成功したことを示す確認メッセージをホー
ムＣＧＳＡプロセッサに送る。そうでない場合、移動局
は一致比較の失敗を報告する。
【００３４】移動局を初期化した後、ＳＳＤフィールド
は、ホームＣＧＳＡプロセッサが新たなＳＳＤフィール
ドの作成を指示するまで有効である。その指示は、例え
ば、ＳＳＤフィールドが損傷を受けたと信ずる理由があ
る場合に起こり得る。このような場合、ホームＣＧＳＡ
プロセッサは他のＲＡＮＤＳＳＤシーケンスおよび新た
なＳＳＤフィールドの作成の指令を移動装置に送る。
は、ホームＣＧＳＡプロセッサが新たなＳＳＤフィール
ドの作成を指示するまで有効である。その指示は、例え
ば、ＳＳＤフィールドが損傷を受けたと信ずる理由があ
る場合に起こり得る。このような場合、ホームＣＧＳＡ
プロセッサは他のＲＡＮＤＳＳＤシーケンスおよび新た
なＳＳＤフィールドの作成の指令を移動装置に送る。
【００３５】上記のように、セルラ電話技術では、各ベ
ース局は、そのセル内のすべての移動装置のためにさま
ざまな情報信号を同報する。図１の管理方法によれば、
ベース局によって同報される信号のうちの１つは乱数ま
たは擬似乱数シーケンス（ＲＡＮＤシーケンス）であ
る。ＲＡＮＤシーケンスは、移動装置によって作成され
送信される信号を乱数化するためにさまざまな認証プロ
セスによって使用される。もちろん、ＲＡＮＤシーケン
スは、記録／再生攻撃を防ぐために周期的に変更しなけ
ればならない。ＲＡＮＤ信号の潜伏期を選択する１つの
方法は、予想される平均通話時間よりも小さくとること
である。その結果、移動装置は、一般的に、連続する通
話に異なるＲＡＮＤ信号を使用することになる。
ース局は、そのセル内のすべての移動装置のためにさま
ざまな情報信号を同報する。図１の管理方法によれば、
ベース局によって同報される信号のうちの１つは乱数ま
たは擬似乱数シーケンス（ＲＡＮＤシーケンス）であ
る。ＲＡＮＤシーケンスは、移動装置によって作成され
送信される信号を乱数化するためにさまざまな認証プロ
セスによって使用される。もちろん、ＲＡＮＤシーケン
スは、記録／再生攻撃を防ぐために周期的に変更しなけ
ればならない。ＲＡＮＤ信号の潜伏期を選択する１つの
方法は、予想される平均通話時間よりも小さくとること
である。その結果、移動装置は、一般的に、連続する通
話に異なるＲＡＮＤ信号を使用することになる。
【００３６】本発明の１つの目的によれば、移動装置
は、セルに入ったことを検知するとすぐに認証可能なよ
うにベース局に登録する。移動装置は、認証された場合
にのみ、通話を開始すること、または、ベース局に対し
て移動装置への通話を指示することができる。
は、セルに入ったことを検知するとすぐに認証可能なよ
うにベース局に登録する。移動装置は、認証された場合
にのみ、通話を開始すること、または、ベース局に対し
て移動装置への通話を指示することができる。
【００３７】移動装置は、登録プロセスを開始すると、
ベース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ＥＳ
Ｎシーケンス（平文で）を、ハッシュ認証文字列ととも
に送信する。図６に従って、ハッシュ認証文字列は、Ｒ
ＡＮＤ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文字列を
形成し、その認証文字列をジャンブルプロセスに送るこ
とによって導出される。ジャンブルプロセスの出力のハ
ッシュ認証文字列は、ＥＳＮシーケンスとともにサーバ
ベース局に送られる。
ベース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ＥＳ
Ｎシーケンス（平文で）を、ハッシュ認証文字列ととも
に送信する。図６に従って、ハッシュ認証文字列は、Ｒ
ＡＮＤ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文字列を
形成し、その認証文字列をジャンブルプロセスに送るこ
とによって導出される。ジャンブルプロセスの出力のハ
ッシュ認証文字列は、ＥＳＮシーケンスとともにサーバ
ベース局に送られる。
【００３８】ある実施例では、移動装置によって使用さ
れるＲＡＮＤシーケンスの全部または一部が（ＥＳＮシ
ーケンスならびにＭＩＮ１およびＭＩＮ２指定ととも
に）サーバベース局にも送られる。その理由は、ハッシ
ュ認証文字列がベース局に到達するときまでにＲＡＮＤ
値が変化する可能性があるためである。
れるＲＡＮＤシーケンスの全部または一部が（ＥＳＮシ
ーケンスならびにＭＩＮ１およびＭＩＮ２指定ととも
に）サーバベース局にも送られる。その理由は、ハッシ
ュ認証文字列がベース局に到達するときまでにＲＡＮＤ
値が変化する可能性があるためである。
【００３９】ベース局側では、サーバベース局は、ＲＡ
ＮＤシーケンスを知っており（ベース局がそれを作成し
たため）、また、移動装置が確認したＥＳＮならびにＭ
ＩＮ２およびＭＩＮ１指定をも知っている。しかし、サ
ーバベース局は、移動装置のＳＳＤフィールドは知らな
い。それが（ＭＩＮ１およびＭＩＮ２指定から）知って
いるのは、移動装置のホームＣＧＳＡプロセッサの識別
情報である。
ＮＤシーケンスを知っており（ベース局がそれを作成し
たため）、また、移動装置が確認したＥＳＮならびにＭ
ＩＮ２およびＭＩＮ１指定をも知っている。しかし、サ
ーバベース局は、移動装置のＳＳＤフィールドは知らな
い。それが（ＭＩＮ１およびＭＩＮ２指定から）知って
いるのは、移動装置のホームＣＧＳＡプロセッサの識別
情報である。
【００４０】その結果、認証プロセスは、移動装置のホ
ームＣＧＳＡプロセッサへ、ＭＩＮ１指定、ＥＳＮシー
ケンス、移動装置が作成し送信したハッシュ認証文字
列、およびサーバベース局が同報した（そして、移動装
置が、作成したハッシュ認証文字列に組み込んだ）ＲＡ
ＮＤシーケンスを送ることによって進行する。移動装置
のＭＩＮ１指定およびＥＳＮシーケンスから、ホームＣ
ＧＳＡプロセッサは、移動装置の識別情報、およびそれ
によって、移動装置のＳＳＤ−Ａサブフィールドを知
る。
ームＣＧＳＡプロセッサへ、ＭＩＮ１指定、ＥＳＮシー
ケンス、移動装置が作成し送信したハッシュ認証文字
列、およびサーバベース局が同報した（そして、移動装
置が、作成したハッシュ認証文字列に組み込んだ）ＲＡ
ＮＤシーケンスを送ることによって進行する。移動装置
のＭＩＮ１指定およびＥＳＮシーケンスから、ホームＣ
ＧＳＡプロセッサは、移動装置の識別情報、およびそれ
によって、移動装置のＳＳＤ−Ａサブフィールドを知
る。
【００４１】従って、移動装置がしたのと同じように認
証文字列を作成し、それをジャンブルプロセス（図６）
に送ることができる。移動装置のホームＣＧＳＡプロセ
ッサによって作成されたハッシュ認証文字列が、移動装
置で作成されサーバベース局によって提供されたハッシ
ュ認証文字列と一致した場合、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
バベース局にその装置の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、ベース局とＣＧＳＡプロセッサの間の通
信は暗号化形式で実行される。
証文字列を作成し、それをジャンブルプロセス（図６）
に送ることができる。移動装置のホームＣＧＳＡプロセ
ッサによって作成されたハッシュ認証文字列が、移動装
置で作成されサーバベース局によって提供されたハッシ
ュ認証文字列と一致した場合、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
バベース局にその装置の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、ベース局とＣＧＳＡプロセッサの間の通
信は暗号化形式で実行される。
【００４２】上記のプロトコルでは、移動装置のＣＧＳ
Ａプロセッサは、ハッシュ認証文字列の正当性の確認を
試みる。確認が失敗した場合、ＣＧＳＡプロセッサは、
サーバベース局に対し、移動装置は認証されなかったこ
とを通知し、移動装置との接触が放棄されるか、また
は、移動装置に登録プロセスの再試行が指示されるべき
であることを提案する。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、それをサーバベース局に委
任することができる。
Ａプロセッサは、ハッシュ認証文字列の正当性の確認を
試みる。確認が失敗した場合、ＣＧＳＡプロセッサは、
サーバベース局に対し、移動装置は認証されなかったこ
とを通知し、移動装置との接触が放棄されるか、また
は、移動装置に登録プロセスの再試行が指示されるべき
であることを提案する。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、それをサーバベース局に委
任することができる。
【００４３】後者の場合、サーバベース局はホームＣＧ
ＳＡプロセッサに対し移動装置のＥＳＮシーケンスおよ
びＭＩＮ１指定を通知し、ＣＧＳＡプロセッサは移動装
置の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。ハッシュ認証文
字列を作成し、それを移動装置によって送信されたハッ
シュ認証文字列と比較するという意味で、認証がサーバ
ベース局によって実行される。続いて、ホームＣＧＳＡ
プロセスがサーバ局によって移動装置にＲＡＮＤＳＳＤ
を送信することなしに再試行指令が実行可能である。こ
の「登録」プロトコルを図３に示す。
ＳＡプロセッサに対し移動装置のＥＳＮシーケンスおよ
びＭＩＮ１指定を通知し、ＣＧＳＡプロセッサは移動装
置の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。ハッシュ認証文
字列を作成し、それを移動装置によって送信されたハッ
シュ認証文字列と比較するという意味で、認証がサーバ
ベース局によって実行される。続いて、ホームＣＧＳＡ
プロセスがサーバ局によって移動装置にＲＡＮＤＳＳＤ
を送信することなしに再試行指令が実行可能である。こ
の「登録」プロトコルを図３に示す。
【００４４】移動装置が（上記のプロセスによって）サ
ーバベース局に「登録」されると、サーバベース局は移
動装置の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ベース
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
ッサと移動装置の間で有効であり、サーバベース局はこ
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。
ーバベース局に「登録」されると、サーバベース局は移
動装置の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ベース
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
ッサと移動装置の間で有効であり、サーバベース局はこ
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。
【００４５】従って、新たなＳＳＤフィールドが作成さ
れ移動装置がホーム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ベース局にＲＡ
ＮＤＳＳＤシーケンスおよび新たに作成されたＳＳＤフ
ィールドを提供する。 ・ サーバベース局は、移動装置に対し、そのＳＳＤフ
ィールドを変更するよう指示し、移動装置にＲＡＮＤＳ
ＳＤシーケンスを提供する。 ・ 移動装置はＳＳＤフィールドを変更し、サーバベー
ス局にチャレンジを送る。 ・ サーバベース局は（上記の）ＡＵＴＨＢＳ文字列を
作成し、それを移動装置に送る。 ・ 移動装置はＡＵＴＨＢＳ文字列を確認し、サーバベ
ース局に対し、移動装置およびサーバベース局の両方が
同一のＳＳＤフィールドを有することを通知する。
れ移動装置がホーム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ベース局にＲＡ
ＮＤＳＳＤシーケンスおよび新たに作成されたＳＳＤフ
ィールドを提供する。 ・ サーバベース局は、移動装置に対し、そのＳＳＤフ
ィールドを変更するよう指示し、移動装置にＲＡＮＤＳ
ＳＤシーケンスを提供する。 ・ 移動装置はＳＳＤフィールドを変更し、サーバベー
ス局にチャレンジを送る。 ・ サーバベース局は（上記の）ＡＵＴＨＢＳ文字列を
作成し、それを移動装置に送る。 ・ 移動装置はＡＵＴＨＢＳ文字列を確認し、サーバベ
ース局に対し、移動装置およびサーバベース局の両方が
同一のＳＳＤフィールドを有することを通知する。
【００４６】サーバベース局によって登録された後、移
動装置は図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ＲＡＮＤ、Ｅ
ＳＮ、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）を連結する。連結さ
れた信号は、サーバベース局によって確認可能なハッシ
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、サーバベース局での確認を可能
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）はベース局によって
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、ベース局は通話
を処理し被呼者への接続を形成することが可能となる。
動装置は図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ＲＡＮＤ、Ｅ
ＳＮ、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）を連結する。連結さ
れた信号は、サーバベース局によって確認可能なハッシ
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、サーバベース局での確認を可能
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）はベース局によって
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、ベース局は通話
を処理し被呼者への接続を形成することが可能となる。
【００４７】移動装置が「被呼者」である場合に移動装
置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、サーバベース局は、被呼移動局に対
し、ＲＡＮＤシーケンス、ＥＳＮ指定、ＭＩＮ１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
ケンスを送信することを要求する。認証が実行される
と、ベース局と被呼者移動装置の間には、被呼者移動装
置が、通話を発信した移動装置（または固定装置）から
発信されたデータを受信し、それにデータを送信するた
めのパスが設定される。
置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、サーバベース局は、被呼移動局に対
し、ＲＡＮＤシーケンス、ＥＳＮ指定、ＭＩＮ１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
ケンスを送信することを要求する。認証が実行される
と、ベース局と被呼者移動装置の間には、被呼者移動装
置が、通話を発信した移動装置（または固定装置）から
発信されたデータを受信し、それにデータを送信するた
めのパスが設定される。
【００４８】上記のすべての認証は、認証されるパケッ
トすなわち文字列自体に関してのみ（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。
トすなわち文字列自体に関してのみ（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。
【００４９】［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、移動装置および
ベース局の両方において、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。
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、移動装置および
ベース局の両方において、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。
【００５０】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。移動装置では、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
入力音声を復号するために使用される。逆に、ベース局
では、グループＡが入力音声を復号するために使用さ
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復号プロセスを示す。
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。移動装置では、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
入力音声を復号するために使用される。逆に、ベース局
では、グループＡが入力音声を復号するために使用さ
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復号プロセスを示す。
【００５１】［再認証］ベース局の希望により、ベース
局によってアクティブであると信じられている移動装置
が、実際に、アクティブであると認定された移動装置で
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、ベース局によって、移動装置に対し、図９
に従ってハッシュ認証シーケンス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、ベー
ス局は特殊な（ＲＡＮＤＵ）シーケンスを送信する。移
動装置は、ＲＡＮＤＵシーケンス、移動装置のエリアコ
ードＭＩＮ２指定、ＭＩＮ１指定およびＳＳＤ−Ａ指定
を連結することによってハッシュ認証シーケンスを作成
する。連結された文字列はジャンブルプロセスに送ら
れ、生じたハッシュ認証文字列がベース局に送られる。
ベース局は、この時点で、ハッシュ認証文字列が正当で
あることを確認することができる位置にある。
局によってアクティブであると信じられている移動装置
が、実際に、アクティブであると認定された移動装置で
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、ベース局によって、移動装置に対し、図９
に従ってハッシュ認証シーケンス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、ベー
ス局は特殊な（ＲＡＮＤＵ）シーケンスを送信する。移
動装置は、ＲＡＮＤＵシーケンス、移動装置のエリアコ
ードＭＩＮ２指定、ＭＩＮ１指定およびＳＳＤ−Ａ指定
を連結することによってハッシュ認証シーケンスを作成
する。連結された文字列はジャンブルプロセスに送ら
れ、生じたハッシュ認証文字列がベース局に送られる。
ベース局は、この時点で、ハッシュ認証文字列が正当で
あることを確認することができる位置にある。
【００５２】［制御メッセージ暗号系］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、制御メッセージは通話を発信した移動局またはベ
ース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系によっ
て実現される。
ティ手段は、制御メッセージのプライバシーの保証を取
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、制御メッセージは通話を発信した移動局またはベ
ース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系によっ
て実現される。
【００５３】制御メッセージ暗号系（ＣＭＣ）は以下の
性質を有する対称鍵暗号系である。 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（すなわち、包合的）である。
性質を有する対称鍵暗号系である。 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（すなわち、包合的）である。
【００５４】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のビット数が２５６バイトで
はなく２Ｋバイトであることを除いては）図８の要素３
０１、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のビット数が２５６バイトで
はなく２Ｋバイトであることを除いては）図８の要素３
０１、３０２および３０３で示されたものである。
【００５５】鍵が導出されると、ＣＭＣが、制御メッセ
ージを暗号化および復号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「大急ぎで」
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の操作
は自己反転的、逆数的、包合的である。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。包合的関数とは、自分自身の逆であるような
関数である（例えば、ｘ＝１／ｘ′、ｘ＝Ｔ（Ｔ
（ｘ′）））。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復号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「大急ぎで」
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の操作
は自己反転的、逆数的、包合的である。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。包合的関数とは、自分自身の逆であるような
関数である（例えば、ｘ＝１／ｘ′、ｘ＝Ｔ（Ｔ
（ｘ′）））。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。
【００５６】以下の説明では、暗号化プロセス（および
復号プロセス）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。
復号プロセス）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。
【００５７】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。ＣＭ
Ｃ全体およびＣＭＣの第２構成段階がいずれも包合的で
あることに注意すべきである。データバッファの長さが
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）によって
形成する。ただし、＃はビットごとのブール排他的ＯＲ
演算子である。 ｂ． 変数ｋを、ｋ＝ＴＢＯＸ［ｑ］によって形成す
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。ＣＭ
Ｃ全体およびＣＭＣの第２構成段階がいずれも包合的で
あることに注意すべきである。データバッファの長さが
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）によって
形成する。ただし、＃はビットごとのブール排他的ＯＲ
演算子である。 ｂ． 変数ｋを、ｋ＝ＴＢＯＸ［ｑ］によって形成す
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。
【００５８】ＩＩ． ＣＭＣの第２段階は包合的であ
り、次の通りである。 １． ０ｉ（ｄ−１）／２の範囲のｉのすべての値に対
し、ｂ（ｉ）＝ｂ（ｉ）＃（ｂ（ｄ−１−ｉ）ＯＲ
１） とする。ただし、ＯＲはビットごとのブールＯＲ
演算子である。 ＩＩＩ． ＣＭＣの最終段階は、第１段階の逆である復
号である。 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）によって
形成する。 ｂ． 変数ｋを、ｋ＝ＴＢＯＸ［ｑ］によって形成す
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。
り、次の通りである。 １． ０ｉ（ｄ−１）／２の範囲のｉのすべての値に対
し、ｂ（ｉ）＝ｂ（ｉ）＃（ｂ（ｄ−１−ｉ）ＯＲ
１） とする。ただし、ＯＲはビットごとのブールＯＲ
演算子である。 ＩＩＩ． ＣＭＣの最終段階は、第１段階の逆である復
号である。 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）によって
形成する。 ｂ． 変数ｋを、ｋ＝ＴＢＯＸ［ｑ］によって形成す
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。
【００５９】選択された制御およびデータメッセージを
暗号化および復号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段階はそれぞれ自己鍵暗号化お
よび復号である。自己鍵系は、系の出力が以後の系の出
力に作用するために使用されるような時間変動系であ
る。暗号および自己鍵系に関するこれ以上のことは、
Ｗ．ディフィー、Ｍ．Ｅ．ヘルマン著「プライバシーと
認証：暗号入門」Ｉ．Ｅ．Ｅ．Ｅ．会議録第６７巻第３
号（１９７９年３月）を参照。
暗号化および復号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段階はそれぞれ自己鍵暗号化お
よび復号である。自己鍵系は、系の出力が以後の系の出
力に作用するために使用されるような時間変動系であ
る。暗号および自己鍵系に関するこれ以上のことは、
Ｗ．ディフィー、Ｍ．Ｅ．ヘルマン著「プライバシーと
認証：暗号入門」Ｉ．Ｅ．Ｅ．Ｅ．会議録第６７巻第３
号（１９７９年３月）を参照。
【００６０】［移動装置機器］図１１は、移動装置ハー
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２１０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、入力音声信号を復号すること、さま
ざまな制御メッセージを形成および暗号化（さらに復
号）すること、などのような、移動装置の動作を制御す
る。
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２１０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、入力音声信号を復号すること、さま
ざまな制御メッセージを形成および暗号化（さらに復
号）すること、などのような、移動装置の動作を制御す
る。
【００６１】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
化および復号は実行しないが）、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
化および復号は実行しないが）、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。
【００６２】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。
【００６３】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、それを異なる移動装置
（例えば「拡張」移動装置）で使用し、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ために、
モジュールを携帯することができる。もちろん、移動装
置は、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２３１はプロセッサ２
１０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、それを異なる移動装置
（例えば「拡張」移動装置）で使用し、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ために、
モジュールを携帯することができる。もちろん、移動装
置は、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２３１はプロセッサ２
１０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。
【００６４】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。
【００６５】
【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】固定電話および移動電話の両方へサービスする
ために相互接続された、ネットワーク提供者とセルラ無
線提供者の配置図である。
ために相互接続された、ネットワーク提供者とセルラ無
線提供者の配置図である。
【図２】共有秘密データフィールドの作成およびその確
認を指示するプロセスを示す図である。
認を指示するプロセスを示す図である。
【図３】例えば移動装置が最初にベース局によってサー
ビスされるセルに入った場合の、訪問先のベース局にお
ける登録プロセスを示す図である。
ビスされるセルに入った場合の、訪問先のベース局にお
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】移動装置が発信する際に、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。
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】呼開始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８】移動装置における音声暗号化および復号のプロ
セスを示す図である。
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】選択された制御およびデータメッセージを暗
号化および復号するための３段プロセスを示す図であ
る。
号化および復号するための３段プロセスを示す図であ
る。
【図１１】移動装置のハードウェアのブロック図であ
る。
る。
１０〜１４ 交換機 ２０、２１ 固定装置 ２２、２３ 移動装置 ３０〜４０ ベース局 ２００ 制御ブロック ２１０ プロセッサ ２３１ ジャンブルプロセッサ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.6 識別記号 庁内整理番号 ＦＩ 技術表示箇所 Ｇ０９Ｃ 1/00 9364−5Ｌ Ｈ０４Ｑ 7/38 (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 (8)
- 【請求項１】 第１信号の集合を受信するステップと、 第１信号の集合および第２信号の集合をハッシュするこ
とによって鍵信号の集合を作成するステップと、 第１中間信号の集合を形成するために、鍵信号の集合の
部分集合に基づいて、メッセージ信号の集合を暗号化す
るステップと、 第２中間信号の集合を形成するために、第１中間信号の
集合の第１部分集合を、第１中間信号の第２部分集合に
基づいて変更する公開の包合的変換に従って第１中間信
号の集合を変更するステップと、 暗号化信号の集合を形成するために、暗号化ステップの
逆である変換に従って第２中間信号の集合を復号するス
テップとからなることを特徴とするメッセージ信号の集
合の処理方法。 - 【請求項２】 第１信号の集合を生成するステップと、 第１信号の集合および第２信号の集合をハッシュするこ
とによって鍵信号の集合を作成するステップと、 第１中間信号の集合を形成するために、鍵信号の集合の
部分集合に基づいて、メッセージ信号の集合を暗号化す
るステップと、 第２中間信号の集合を形成するために、第１中間信号の
集合の第１部分集合を、第１中間信号の第２部分集合に
基づいて変更する公開の包合的変換に従って第１中間信
号の集合を変更するステップと、 暗号化信号の集合を形成するために、暗号化ステップの
逆である変換に従って第２中間信号の集合を復号するス
テップとからなることを特徴とするメッセージ信号の集
合の処理方法。 - 【請求項３】 メッセージ信号の集合が通信システム制
御信号を表し、 メッセージ信号の集合を生成するステップと、 暗号化された信号の集合を送信するステップとをさらに
有することを特徴とする請求項１または２の方法。 - 【請求項４】 メッセージ信号の集合が通信システム制
御信号を表し、 メッセージ信号の集合を受信するステップと、 暗号化された信号の集合に作用するステップとをさらに
有することを特徴とする請求項１または２の方法。 - 【請求項５】 第１信号の集合を受信する手段（２２
０）と、 第１信号の集合および第２信号の集合をハッシュするこ
とによって鍵信号の集合を作成する手段（２３０）と、 第１中間信号の集合を形成するために、鍵信号の集合の
部分集合に基づいて、メッセージ信号の集合を暗号化す
る手段（５０１）と、 第２中間信号の集合を形成するために、第１中間信号の
集合の第１部分集合を、第１中間信号の第２部分集合に
基づいて変更する公開の包合的変換に従って第１中間信
号の集合を変更する手段（５０９）と、 暗号化信号の集合を形成するために、暗号化手段の逆で
ある変換に従って第２中間信号の集合を復号する手段
（５１３）とからなることを特徴とするメッセージ信号
の集合の処理装置。 - 【請求項６】 第１信号の集合を生成する手段（２１
０）と、 第１信号の集合および第２信号の集合をハッシュするこ
とによって鍵信号の集合を作成する手段（２３０）と、 第１中間信号の集合を形成するために、鍵信号の集合の
部分集合に基づいて、メッセージ信号の集合を暗号化す
る手段（５０１）と、 第２中間信号の集合を形成するために、第１中間信号の
集合の第１部分集合を、第１中間信号の第２部分集合に
基づいて変更する公開の包合的変換に従って第１中間信
号の集合を変更する手段（５０９）と、 暗号化信号の集合を形成するために、暗号化手段の逆で
ある変換に従って第２中間信号の集合を復号する手段
（５１３）とからなることを特徴とするメッセージ信号
の集合の処理装置。 - 【請求項７】 メッセージ信号の集合が通信システム制
御信号を表し、 メッセージ信号の集合を生成する手段（２１０）と、 暗号化された信号の集合を送信する手段（２２０）とを
さらに有することを特徴とする請求項５または６の装
置。 - 【請求項８】 メッセージ信号の集合が通信システム制
御信号を表し、 メッセージ信号の集合を受信する手段（２２０）と、 暗号化された信号の集合に作用する手段（２１０）とを
さらに有することを特徴とする請求項５または６の装
置。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US759312 | 1991-09-13 | ||
| US07/759,312 US5172414A (en) | 1991-09-13 | 1991-09-13 | Speech and control message encrypton in cellular radio |
Related Child Applications (2)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP31972099A Division JP3581810B2 (ja) | 1991-09-13 | 1999-11-10 | 通信チャネルを開設するための方法および移動機 |
| JP31972199A Division JP3667576B2 (ja) | 1991-09-13 | 1999-11-10 | 通信チャネルを開設するための方法および移動機 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH07303101A true JPH07303101A (ja) | 1995-11-14 |
| JP3034706B2 JP3034706B2 (ja) | 2000-04-17 |
Family
ID=25055193
Family Applications (3)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP4267809A Expired - Lifetime JP3034706B2 (ja) | 1991-09-13 | 1992-09-11 | メッセージ信号の集合の処理方法および装置 |
| JP31972199A Expired - Lifetime JP3667576B2 (ja) | 1991-09-13 | 1999-11-10 | 通信チャネルを開設するための方法および移動機 |
| JP31972099A Expired - Lifetime JP3581810B2 (ja) | 1991-09-13 | 1999-11-10 | 通信チャネルを開設するための方法および移動機 |
Family Applications After (2)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP31972199A Expired - Lifetime JP3667576B2 (ja) | 1991-09-13 | 1999-11-10 | 通信チャネルを開設するための方法および移動機 |
| JP31972099A Expired - Lifetime JP3581810B2 (ja) | 1991-09-13 | 1999-11-10 | 通信チャネルを開設するための方法および移動機 |
Country Status (5)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5172414A (ja) |
| EP (1) | EP0532226B1 (ja) |
| JP (3) | JP3034706B2 (ja) |
| DE (1) | DE69230741T2 (ja) |
| FI (1) | FI108690B (ja) |
Cited By (6)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH10190645A (ja) * | 1996-12-20 | 1998-07-21 | Roehm Properties Bv | 暗号通信方法、及び該方法の実施に適する暗号通信システムとｉｄカード |
| 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 |
| JP2003521831A (ja) * | 1998-12-18 | 2003-07-15 | クゥアルコム・インコーポレイテッド | 暗号化システムにおける弱化したキーを克服する方法 |
| KR100625503B1 (ko) * | 1998-07-31 | 2006-09-20 | 루센트 테크놀러지스 인크 | 무선 통신 시스템에서 비밀 공유 데이터를 갱신하는 방법 |
| US8014307B2 (en) | 2000-02-22 | 2011-09-06 | Nokia Corporation | Integrity check in a communication system |
| JP4841790B2 (ja) * | 2000-03-22 | 2011-12-21 | フランス・テレコム | 不正行為に対する保護のための暗号通信方法 |
Families Citing this family (42)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5384847A (en) * | 1993-10-01 | 1995-01-24 | Advanced Micro Devices, Inc. | Method and apparatus for protecting cordless telephone account authentication information |
| EP0688140A3 (de) * | 1994-06-15 | 1999-11-24 | Informatikzentrum der Sparkassenorganisation GmbH | Verfahren zur sicheren Übertragung der Rufnummer eines rufenden Teilnehmers und zur verschlüsselten Übertragung von Daten |
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