JPH10243470A - 携帯電話機セキュリティコード割当システム及び方法 - Google Patents
携帯電話機セキュリティコード割当システム及び方法Info
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- JPH10243470A JPH10243470A JP10026175A JP2617598A JPH10243470A JP H10243470 A JPH10243470 A JP H10243470A JP 10026175 A JP10026175 A JP 10026175A JP 2617598 A JP2617598 A JP 2617598A JP H10243470 A JPH10243470 A JP H10243470A
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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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- H04W12/60—Context-dependent security
- H04W12/69—Identity-dependent
- H04W12/71—Hardware identity
Abstract
(57)【要約】
【課題】 携帯電話へのセキュリティコードの割当手法
の改善。 【解決手段】 暗号解読鍵Ｘ２を有する携帯電話３への
セキュリティコードの割当システムが、暗号解読鍵Ｘ２
の知識を持たない認証センタ６と、暗号解読鍵Ｘ２の知
識を持つ業務エージェント９とからなる。認証センタ６
が、携帯電話機３へのセキュリティコードの割当要求を
携帯電話機３から受信し、セキュリティコードを選択す
る。認証センタ６が、選択されたセキュリティコード
を、業務エージェント９から得た情報を用いて、暗号解
読鍵Ｘ２による解読が可能な暗号文に暗号化し、セルラ
チャネル１２５上を携帯電話機３に送達する。
の改善。 【解決手段】 暗号解読鍵Ｘ２を有する携帯電話３への
セキュリティコードの割当システムが、暗号解読鍵Ｘ２
の知識を持たない認証センタ６と、暗号解読鍵Ｘ２の知
識を持つ業務エージェント９とからなる。認証センタ６
が、携帯電話機３へのセキュリティコードの割当要求を
携帯電話機３から受信し、セキュリティコードを選択す
る。認証センタ６が、選択されたセキュリティコード
を、業務エージェント９から得た情報を用いて、暗号解
読鍵Ｘ２による解読が可能な暗号文に暗号化し、セルラ
チャネル１２５上を携帯電話機３に送達する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、ハッカーによる携
帯電話機における不正な電話呼を防止する手法に関し、
特に割り当てられたセキュリティコードにアクセスでき
る当事者数を最小にしてセキュリティコードを携帯電話
機に割り当てる手法に関する。
帯電話機における不正な電話呼を防止する手法に関し、
特に割り当てられたセキュリティコードにアクセスでき
る当事者数を最小にしてセキュリティコードを携帯電話
機に割り当てる手法に関する。
【０００２】
【従来の技術】携帯電話には、普通の電話にはない、携
帯電話の呼者の匿名性に基づく特異な機密保護（セキュ
リティ）問題が存在する。普通の電話では、電話回線が
住宅又は事務所のような特定可能な家屋に常に接続され
ているため、呼者は匿名性を有するとは解されない。誰
が実際にその回線で発呼するかに無関係に、その家屋の
所有者がその呼に対して責任があるとみなされる。
帯電話の呼者の匿名性に基づく特異な機密保護（セキュ
リティ）問題が存在する。普通の電話では、電話回線が
住宅又は事務所のような特定可能な家屋に常に接続され
ているため、呼者は匿名性を有するとは解されない。誰
が実際にその回線で発呼するかに無関係に、その家屋の
所有者がその呼に対して責任があるとみなされる。
【０００３】しかし、携帯電話においては、このような
物理的接続は存在しない。その結果、セルラ発呼者を特
定することは不可能ではないが困難である。その困難性
にも拘わらず、認証された者だけが発呼を許される状態
を確保する手法が取られている。
物理的接続は存在しない。その結果、セルラ発呼者を特
定することは不可能ではないが困難である。その困難性
にも拘わらず、認証された者だけが発呼を許される状態
を確保する手法が取られている。
【０００４】このような手法の一例として、携帯電話機
の製造時にシリアル番号を携帯電話機に割り当てる方法
がある。人が携帯電話サービスに加入するときにその携
帯電話機に認証鍵（オーソリゼーション・キー又は、Ａ
＿Ｋｅｙ、とも表す）が割り当てられる。その携帯電話
機は、シリアル番号及び認証鍵の両方を内蔵することに
なる。
の製造時にシリアル番号を携帯電話機に割り当てる方法
がある。人が携帯電話サービスに加入するときにその携
帯電話機に認証鍵（オーソリゼーション・キー又は、Ａ
＿Ｋｅｙ、とも表す）が割り当てられる。その携帯電話
機は、シリアル番号及び認証鍵の両方を内蔵することに
なる。
【０００５】発呼が行われるとき、携帯電話機がまず認
証を求めるメッセージを送信する。このメッセージには
シリアル番号及び認証鍵の両方が、暗号解読されたフォ
ーマットで含まれる。すると携帯電話サービス業者が、
その認証鍵が実際にそのシリアル番号に割り当てられて
いるかどうかが確認され、もしそうである場合には呼の
完了に進む。もしそうでない場合には、呼は拒否され
る。
証を求めるメッセージを送信する。このメッセージには
シリアル番号及び認証鍵の両方が、暗号解読されたフォ
ーマットで含まれる。すると携帯電話サービス業者が、
その認証鍵が実際にそのシリアル番号に割り当てられて
いるかどうかが確認され、もしそうである場合には呼の
完了に進む。もしそうでない場合には、呼は拒否され
る。
【０００６】
【発明が解決しようとする課題】しかし、シリアル番号
に割り当てられた認証鍵についての知識をハッカーが得
ることがないように十分注意する必要がある。例えば、
もしハッカーが或る１組のシリアル番号／認証鍵の知識
を持ち得た場合には、ハッカーは上記の認証要求を行う
ことができ、携帯電話サービスを不正に利用することが
できる。
に割り当てられた認証鍵についての知識をハッカーが得
ることがないように十分注意する必要がある。例えば、
もしハッカーが或る１組のシリアル番号／認証鍵の知識
を持ち得た場合には、ハッカーは上記の認証要求を行う
ことができ、携帯電話サービスを不正に利用することが
できる。
【０００７】したがって、一般に用いられているセキュ
リティ手法は認証鍵の割当に関して最大限の保護を提供
するものではないといえる。
リティ手法は認証鍵の割当に関して最大限の保護を提供
するものではないといえる。
【０００８】
【課題を解決するための手段】発呼の際に、携帯電話機
には自身の身元証明用に用いるセキュリティコードが必
要となる。しかし、セキュリティコードをハッカーが手
に入れると不正な発呼が可能となり、その呼の料金請求
がその携帯電話機に行くことになるため、セキュリティ
コードは秘密にしておく必要がある。
には自身の身元証明用に用いるセキュリティコードが必
要となる。しかし、セキュリティコードをハッカーが手
に入れると不正な発呼が可能となり、その呼の料金請求
がその携帯電話機に行くことになるため、セキュリティ
コードは秘密にしておく必要がある。
【０００９】本発明の一態様においては、携帯電話機が
暗号解読鍵を備える。セキュリティコードを暗号化して
得られる暗号文がセルラチャネル上を携帯電話機に送達
される。携帯電話機がその暗号解読鍵を用いて暗号文を
解読してそのセキュリティコードを得る。
暗号解読鍵を備える。セキュリティコードを暗号化して
得られる暗号文がセルラチャネル上を携帯電話機に送達
される。携帯電話機がその暗号解読鍵を用いて暗号文を
解読してそのセキュリティコードを得る。
【００１０】
【発明の実施の形態】図１に、本発明に基づき携帯電話
機への認証コードの割り当てに関わる３つのエージェン
トを例示する。これらのうち第１は携帯電話機３そのも
の、第２は認証センタ６、そして第３は、保管業務エー
ジェントとして、信託されて産業関連の保管業務を行う
産業信託エージェント９（以下簡単に、業務エージェン
ト、とも称する）である。認証センタ６は複数の番号対
を含むテーブル１１を備える。これらの番号対の各々は
１個の指標Ｉを１個の電子シリアル番号ＥＳＮに連関さ
せる番号対、すなわち指標Ｉとこれに連関する番号Ｘと
からなる番号対である。業務エージェント９も又別の番
号対を含むテーブル１２を備える。これらの番号対の各
々は上記の指標Ｉを１個の番号Ｘに連関させる番号対、
すなわち指標Ｉとこれに連関する番号Ｘとからなる番号
対である。
機への認証コードの割り当てに関わる３つのエージェン
トを例示する。これらのうち第１は携帯電話機３そのも
の、第２は認証センタ６、そして第３は、保管業務エー
ジェントとして、信託されて産業関連の保管業務を行う
産業信託エージェント９（以下簡単に、業務エージェン
ト、とも称する）である。認証センタ６は複数の番号対
を含むテーブル１１を備える。これらの番号対の各々は
１個の指標Ｉを１個の電子シリアル番号ＥＳＮに連関さ
せる番号対、すなわち指標Ｉとこれに連関する番号Ｘと
からなる番号対である。業務エージェント９も又別の番
号対を含むテーブル１２を備える。これらの番号対の各
々は上記の指標Ｉを１個の番号Ｘに連関させる番号対、
すなわち指標Ｉとこれに連関する番号Ｘとからなる番号
対である。
【００１１】携帯電話機３は次の３個の番号を内蔵する
ように製造される。 （１）番号Ｘ、ここではＸ２と表す。 （２）番号Ｉ、ここではＩ２と表す。そして、 （３）電子シリアル番号、ＥＳＮと表す。 番号Ｘは望ましくは６４ビットの長さとする。Ｘ、Ｉ、
及びＥＳＮはテーブル１１及び１２に現れる。
ように製造される。 （１）番号Ｘ、ここではＸ２と表す。 （２）番号Ｉ、ここではＩ２と表す。そして、 （３）電子シリアル番号、ＥＳＮと表す。 番号Ｘは望ましくは６４ビットの長さとする。Ｘ、Ｉ、
及びＥＳＮはテーブル１１及び１２に現れる。
【００１２】テーブル１２はこの携帯電話機のメーカに
よって作成され、業務エージェント９に引き渡されたも
のである。後の説明から判るように、このテーブル１２
を秘密に維持することが重要である。別のテーブル１１
もメーカによって作成され、下に述べるように、これを
用いて認証センタ６が、認証鍵の取得を望む呼者の身元
を照合する。
よって作成され、業務エージェント９に引き渡されたも
のである。後の説明から判るように、このテーブル１２
を秘密に維持することが重要である。別のテーブル１１
もメーカによって作成され、下に述べるように、これを
用いて認証センタ６が、認証鍵の取得を望む呼者の身元
を照合する。
【００１３】以上の流れにおいて、携帯電話機３（又は
簡単に、電話機）への認証鍵の割り当ては、図２及び図
３に示すように８個のステップを要するとみることがで
きる。図中、或る与えられたステップに活動状態で関わ
るエージェントについては強調のため実線で表し、活動
状態で関わらないエージェントは仮想線（点線）で表
す。
簡単に、電話機）への認証鍵の割り当ては、図２及び図
３に示すように８個のステップを要するとみることがで
きる。図中、或る与えられたステップに活動状態で関わ
るエージェントについては強調のため実線で表し、活動
状態で関わらないエージェントは仮想線（点線）で表
す。
【００１４】図２（ａ）において、矢印で示すように電
話機３がその指標Ｉ２をそのＥＳＮと共に認証センタ６
に送信する。この送信は通常の携帯電話呼の形式をとっ
てもよいが特定の電話番号に宛ててなされ、認証センタ
６が応答する。望ましくはデータは、業界標準のプロト
コルであるセルラ信号送信メッセージプロトコルを用い
て送信される。
話機３がその指標Ｉ２をそのＥＳＮと共に認証センタ６
に送信する。この送信は通常の携帯電話呼の形式をとっ
てもよいが特定の電話番号に宛ててなされ、認証センタ
６が応答する。望ましくはデータは、業界標準のプロト
コルであるセルラ信号送信メッセージプロトコルを用い
て送信される。
【００１５】代わりに、データを一連の２ト−ン多周波
数（ＤＴＭＦ）信号によって搬送することもできる。更
に別の方法として、電話機に、図１の符号１２０で示す
簡単なモデムを設け、これによってデータの送受信を行
うこともできる。
数（ＤＴＭＦ）信号によって搬送することもできる。更
に別の方法として、電話機に、図１の符号１２０で示す
簡単なモデムを設け、これによってデータの送受信を行
うこともできる。
【００１６】この送信の後、図示のように認証センタ６
がＩ２及びＥＳＮを入手する。認証センタ６はテーブル
１１を参照し、これら２個の番号、Ｉ２及びＥＳＮが相
互に連関する番号かどうかを確認する。もしそうである
場合認証センタ６は電話機３への認証鍵の割り当て段階
に進む。もしそうでない場合には手順は終結する。
がＩ２及びＥＳＮを入手する。認証センタ６はテーブル
１１を参照し、これら２個の番号、Ｉ２及びＥＳＮが相
互に連関する番号かどうかを確認する。もしそうである
場合認証センタ６は電話機３への認証鍵の割り当て段階
に進む。もしそうでない場合には手順は終結する。
【００１７】次に、図２（ｂ）に示すように、認証セン
タ６が指標Ｉ２を業務エージェント９に送信する。この
送信は、技術的に既知のネットワークメッセージ送信手
法を用いて行うことが可能である。又、業務エージェン
ト９が既知のセキュリティ手法を用いて呼者が純正の認
証センタ６であることを確認することもできる。そし
て、図２（ｃ）に示すように、業務エージェント９が指
標Ｉ２を用いて、Ｉ２に相当するテーブル１２中の番号
Ｘを探す。これによって、図示のように、業務エージェ
ント９がＩ２及びそれに連関する番号Ｘ２を入手する。
タ６が指標Ｉ２を業務エージェント９に送信する。この
送信は、技術的に既知のネットワークメッセージ送信手
法を用いて行うことが可能である。又、業務エージェン
ト９が既知のセキュリティ手法を用いて呼者が純正の認
証センタ６であることを確認することもできる。そし
て、図２（ｃ）に示すように、業務エージェント９が指
標Ｉ２を用いて、Ｉ２に相当するテーブル１２中の番号
Ｘを探す。これによって、図示のように、業務エージェ
ント９がＩ２及びそれに連関する番号Ｘ２を入手する。
【００１８】図２（ｄ）に示すように、それから業務エ
ージェント９が２つの計算を行う。その第１として、業
務エージェント９が乱数ＲＡＮＤを生成し、次いでこの
乱数ＲＡＮＤ及び番号Ｘ２の両方を用い、又いずれも技
術的に既知の（１）ＳＨＡ（Secure Hash Algorithm）
として知られるアルゴリズム、（２）ＭＤ−５として知
られるアルゴリズム（３）市販のＣＡＶＥと称するアル
ゴリズムのような、非可逆性アルゴリズムで、番号Ｅを
計算する。
ージェント９が２つの計算を行う。その第１として、業
務エージェント９が乱数ＲＡＮＤを生成し、次いでこの
乱数ＲＡＮＤ及び番号Ｘ２の両方を用い、又いずれも技
術的に既知の（１）ＳＨＡ（Secure Hash Algorithm）
として知られるアルゴリズム、（２）ＭＤ−５として知
られるアルゴリズム（３）市販のＣＡＶＥと称するアル
ゴリズムのような、非可逆性アルゴリズムで、番号Ｅを
計算する。
【００１９】それから、図３（ａ）に示すように、業務
エージェント９が番号Ｅ及びＲＡＮＤの両方を認証セン
タ６に送信し、これによって認証センタ６が４個の番
号、Ｉ２、ＥＳＮ、Ｅ、及びＲＡＮＤを有することとな
る。そして図３（ｂ）に示すように、認証センタ６が、
セキュリティコードである認証鍵（図中、Ａ＿Ｋｅｙと
して表す）を選択する。認証センタ６は番号Ｅをマスク
として用いて認証鍵をマスキングする。
エージェント９が番号Ｅ及びＲＡＮＤの両方を認証セン
タ６に送信し、これによって認証センタ６が４個の番
号、Ｉ２、ＥＳＮ、Ｅ、及びＲＡＮＤを有することとな
る。そして図３（ｂ）に示すように、認証センタ６が、
セキュリティコードである認証鍵（図中、Ａ＿Ｋｅｙと
して表す）を選択する。認証センタ６は番号Ｅをマスク
として用いて認証鍵をマスキングする。
【００２０】図３（ｂ）に示すマスキングのプロセス
は、円の中に十字を入れた記号で示すようなＥＸＯＲ
（排他的論理和）関数による。しかし、別のマスキング
演算を行うことも可能である。マスキング演算によって
番号Ｚが得られる。
は、円の中に十字を入れた記号で示すようなＥＸＯＲ
（排他的論理和）関数による。しかし、別のマスキング
演算を行うことも可能である。マスキング演算によって
番号Ｚが得られる。
【００２１】図３（ｃ）に示すように、認証センタ６が
番号Ｚ及びＲＡＮＤの両方を電話機３に送信する。それ
から、図３（ｄ）に示すように、電話機３が、まずＲＡ
ＮＤ及びＸ２に基づき、ＣＡＶＥ関数を用いて番号Ｅを
復元する。次いで最後に、電話機３が番号Ｅに対してＥ
ＸＯＲ関数を用いることにより、番号Ｚのマスキングを
解除して、Ａ＿Ｋｅｙ、すなわち認証鍵を得る。
番号Ｚ及びＲＡＮＤの両方を電話機３に送信する。それ
から、図３（ｄ）に示すように、電話機３が、まずＲＡ
ＮＤ及びＸ２に基づき、ＣＡＶＥ関数を用いて番号Ｅを
復元する。次いで最後に、電話機３が番号Ｅに対してＥ
ＸＯＲ関数を用いることにより、番号Ｚのマスキングを
解除して、Ａ＿Ｋｅｙ、すなわち認証鍵を得る。
【００２２】こうして電話機３は認証鍵を内蔵すること
になる。後に電話機３が、認証センタ６に接触するなど
して認証要求を行う場合、電話機３は認証鍵から導出し
たコードをそのＥＳＮと共に送信する。認証センタ６
が、認証鍵がＥＳＮに合うかどうかを確認し、もし合致
する場合には、電話機３にその呼の継続を許可する。
になる。後に電話機３が、認証センタ６に接触するなど
して認証要求を行う場合、電話機３は認証鍵から導出し
たコードをそのＥＳＮと共に送信する。認証センタ６
が、認証鍵がＥＳＮに合うかどうかを確認し、もし合致
する場合には、電話機３にその呼の継続を許可する。
【００２３】（流れ図）図４は、本発明の一態様を実現
する論理プロセスを例示する流れ図である。ブロック５
０において、電話機３が番号Ｉ２及びそのシリアル番号
ＥＳＮを認証センタ６に送信して認証鍵（Ａ＿Ｋｅｙ）
を要求する。ブロック５５において、認証センタ６が、
図１のテーブル１１を用いて、そのＥＳＮがＩ２に属す
るか、すなわち連関するかどうかを定め、もしそうな
ら、次に進む。
する論理プロセスを例示する流れ図である。ブロック５
０において、電話機３が番号Ｉ２及びそのシリアル番号
ＥＳＮを認証センタ６に送信して認証鍵（Ａ＿Ｋｅｙ）
を要求する。ブロック５５において、認証センタ６が、
図１のテーブル１１を用いて、そのＥＳＮがＩ２に属す
るか、すなわち連関するかどうかを定め、もしそうな
ら、次に進む。
【００２４】ブロック６０において認証センタ６が番号
Ｉ２を業務エージェント９に送信する。ブロック７０に
おいて業務エージェント９が、メーカによって番号Ｉ２
に割り当てられた番号Ｘ、本例ではＸ２、を探す。
Ｉ２を業務エージェント９に送信する。ブロック７０に
おいて業務エージェント９が、メーカによって番号Ｉ２
に割り当てられた番号Ｘ、本例ではＸ２、を探す。
【００２５】ブロック７５において業務エージェント９
が乱数ＲＡＮＤを生成し、ＲＡＮＤとテーブル１２にお
いて見付かった番号Ｘ２とに基づいて番号Ｅを生成す
る。ブロック８０において業務エージェント９が、番号
Ｅ及びＲＡＮＤを認証センタ６に送信する。ブロック８
５において認証センタ６が認証鍵（Ａ＿Ｋｅｙ）を選択
し、その認証鍵を番号Ｅでマスキングして番号Ｚを得
る。ブロック９０において認証センタ６が番号Ｚ及びＲ
ＡＮＤを電話機３に送信する。
が乱数ＲＡＮＤを生成し、ＲＡＮＤとテーブル１２にお
いて見付かった番号Ｘ２とに基づいて番号Ｅを生成す
る。ブロック８０において業務エージェント９が、番号
Ｅ及びＲＡＮＤを認証センタ６に送信する。ブロック８
５において認証センタ６が認証鍵（Ａ＿Ｋｅｙ）を選択
し、その認証鍵を番号Ｅでマスキングして番号Ｚを得
る。ブロック９０において認証センタ６が番号Ｚ及びＲ
ＡＮＤを電話機３に送信する。
【００２６】ブロック９５において電話機３が、番号Ｒ
ＡＮＤ及びＸ２に基づいて番号Ｅを導く。それからブロ
ック１００において電話機３が、番号Ｅを用いて番号Ｚ
に対してマスキング解除を行い、認証鍵（Ａ＿Ｋｅｙ）
を得る。
ＡＮＤ及びＸ２に基づいて番号Ｅを導く。それからブロ
ック１００において電話機３が、番号Ｅを用いて番号Ｚ
に対してマスキング解除を行い、認証鍵（Ａ＿Ｋｅｙ）
を得る。
【００２７】図４のステップの大きな特徴は、プロセス
が完全自動化されていることである。すなわち、計算に
人が介在することも計算を人が見ることもない。
が完全自動化されていることである。すなわち、計算に
人が介在することも計算を人が見ることもない。
【００２８】プロセスが完全自動化されており且つＲＡ
ＮＤ、Ｚ、及びＥのような選択された変数を人が見るこ
ともないため、唯一可能な変数取得方法は、認証センタ
と電話機との間で送信を傍受することである。しかし、
上に述べたことから判るように、このような傍受では認
証鍵は得られない。
ＮＤ、Ｚ、及びＥのような選択された変数を人が見るこ
ともないため、唯一可能な変数取得方法は、認証センタ
と電話機との間で送信を傍受することである。しかし、
上に述べたことから判るように、このような傍受では認
証鍵は得られない。
【００２９】（特性） １．本発明の特性の一つは次の通りである。説明の背景
となる用語について述べると、「平文」とは、暗号化さ
れていないメッセージを指し、「暗号文」とは、暗号化
された形式のメッセージを指す。
となる用語について述べると、「平文」とは、暗号化さ
れていないメッセージを指し、「暗号文」とは、暗号化
された形式のメッセージを指す。
【００３０】エージェントである認証センタが認証鍵
（Ａ＿Ｋｅｙ）を選択し、図３（ｂ）に示すようにＡ＿
Ｋｅｙを暗号化して番号Ｚの形式で暗号文を作成する。
（Ａ＿Ｋｅｙ）を選択し、図３（ｂ）に示すようにＡ＿
Ｋｅｙを暗号化して番号Ｚの形式で暗号文を作成する。
【００３１】この暗号化は解読に番号Ｘ２が必要であ
る。これを図３（ｄ）に示す。すなわち、番号Ｘ２は番
号Ｅを得るのに必要であり、得られた番号Ｅを用いて番
号Ｚをマスキング解除することにより、認証鍵（Ａ＿Ｋ
ｅｙ）が得られる。
る。これを図３（ｄ）に示す。すなわち、番号Ｘ２は番
号Ｅを得るのに必要であり、得られた番号Ｅを用いて番
号Ｚをマスキング解除することにより、認証鍵（Ａ＿Ｋ
ｅｙ）が得られる。
【００３２】しかし、このエージェント（認証センタ）
はＸ２の知識を持たない（すなわちＸ２を知らない）。
再度説明するが、認証センタが暗号文Ｚを作成する。こ
の暗号文Ｚから平文Ａ＿Ｋｅｙを復元するには番号Ｘ２
が必要であるが、認証センタはＸ２を用いることはな
く、Ｘ２へのアクセスも持たない。
はＸ２の知識を持たない（すなわちＸ２を知らない）。
再度説明するが、認証センタが暗号文Ｚを作成する。こ
の暗号文Ｚから平文Ａ＿Ｋｅｙを復元するには番号Ｘ２
が必要であるが、認証センタはＸ２を用いることはな
く、Ｘ２へのアクセスも持たない。
【００３３】２．図３（ｄ）に示すように、これらの番
号、すなわち、ＲＡＮＤ、Ｘ２、及びＺがＡ＿Ｋｅｙの
取得に必要である。これらのうち、Ｘ２はハッカーが傍
受しても入手できない。すなわち、Ｘ２は、エージェン
ト間では決して送信されず、認証センタ６と業務エージ
ェントとを接続する普通の電話チャネル上でも送信され
ることがない。
号、すなわち、ＲＡＮＤ、Ｘ２、及びＺがＡ＿Ｋｅｙの
取得に必要である。これらのうち、Ｘ２はハッカーが傍
受しても入手できない。すなわち、Ｘ２は、エージェン
ト間では決して送信されず、認証センタ６と業務エージ
ェントとを接続する普通の電話チャネル上でも送信され
ることがない。
【００３４】Ｘ２の唯一の情報源は図１の電話機３自体
である。しかし、製造時に電話機３に内蔵される、Ｘ２
を含む各種番号は、知られないように安全性が保たれる
ものと想定される。すなわち、これらの番号を特定する
ことは、あまりにも過大な規模の逆探知作業を要するの
で不可能であると想定される。これらの番号の安全性を
保つ手法は技術的に既知である。
である。しかし、製造時に電話機３に内蔵される、Ｘ２
を含む各種番号は、知られないように安全性が保たれる
ものと想定される。すなわち、これらの番号を特定する
ことは、あまりにも過大な規模の逆探知作業を要するの
で不可能であると想定される。これらの番号の安全性を
保つ手法は技術的に既知である。
【００３５】更に、上に述べたように、テーブル１２は
ハッカーが入手できないものと想定され、したがって、
Ｘ２はハッカーが入手できないものと想定される。その
ため、電話機３に割り当てられたＡ＿Ｋｅｙを導き出す
ことができないものと想定される。
ハッカーが入手できないものと想定され、したがって、
Ｘ２はハッカーが入手できないものと想定される。その
ため、電話機３に割り当てられたＡ＿Ｋｅｙを導き出す
ことができないものと想定される。
【００３６】別の視点から見ると、もし発呼のために電
話機３が認証を求めてその認証鍵（Ａ＿Ｋｅｙ）及びＥ
ＳＮを認証センタ６に送信するとすると、ハッカーが電
話機３を装うためにはハッカーはこれら２種類の番号を
知る必要がある。しかし、どのＡ＿Ｋｅｙがこの電話機
のシリアル番号ＥＳＮに連関するのかを知っているのは
認証センタ６だけである。
話機３が認証を求めてその認証鍵（Ａ＿Ｋｅｙ）及びＥ
ＳＮを認証センタ６に送信するとすると、ハッカーが電
話機３を装うためにはハッカーはこれら２種類の番号を
知る必要がある。しかし、どのＡ＿Ｋｅｙがこの電話機
のシリアル番号ＥＳＮに連関するのかを知っているのは
認証センタ６だけである。
【００３７】認証センタ６が携帯電話サービスを販売す
るので、認証センタ６は認証鍵Ａ＿Ｋｅｙ及びシリアル
番号ＥＳＮの割り当て情報について厳重な機密保持を実
施するであろうことが想定される。
るので、認証センタ６は認証鍵Ａ＿Ｋｅｙ及びシリアル
番号ＥＳＮの割り当て情報について厳重な機密保持を実
施するであろうことが想定される。
【００３８】３．認証センタ６と業務エージェント９と
の間の送信は安全であると想定される。これらの送信
は、例えば、ネットワークメッセージ送信手法を用いて
行われるものと想定される。あるいは暗号化手法が用い
られる場合もある。その結果、電話機３と認証センタ６
との間で、図２（ａ）及び図３（ｃ）の場合に起こるデ
ータトラヒックだけが傍受を受けることになる。しか
し、このトラヒックにおいてはハッカーをＡ＿Ｋｅｙに
導くことになり得る情報は得られない。
の間の送信は安全であると想定される。これらの送信
は、例えば、ネットワークメッセージ送信手法を用いて
行われるものと想定される。あるいは暗号化手法が用い
られる場合もある。その結果、電話機３と認証センタ６
との間で、図２（ａ）及び図３（ｃ）の場合に起こるデ
ータトラヒックだけが傍受を受けることになる。しか
し、このトラヒックにおいてはハッカーをＡ＿Ｋｅｙに
導くことになり得る情報は得られない。
【００３９】例えば、ハッカーにとって条件の最もよい
場合、すなわちハッカーがこのトラヒックの全てを傍受
し、Ｉ２、ＥＳＮ、ＲＡＮＤ、及びＺを得ると仮定す
る。
場合、すなわちハッカーがこのトラヒックの全てを傍受
し、Ｉ２、ＥＳＮ、ＲＡＮＤ、及びＺを得ると仮定す
る。
【００４０】しかし、図３（ｄ）の最下列に示すよう
に、Ａ＿Ｋｅｙを得るには、ハッカーはＺをマスキング
解除するための番号Ｅが必要である。Ｅを得るにはハッ
カーは、図３（ｄ）の下から２列目に示すように、番号
Ｘ２が必要である。しかし、上に述べたように、Ｘ２は
電話機３内にあって安全である。
に、Ａ＿Ｋｅｙを得るには、ハッカーはＺをマスキング
解除するための番号Ｅが必要である。Ｅを得るにはハッ
カーは、図３（ｄ）の下から２列目に示すように、番号
Ｘ２が必要である。しかし、上に述べたように、Ｘ２は
電話機３内にあって安全である。
【００４１】再度述べれば、このように、もしハッカー
が、傍受可能な送信を全て傍受したとしてもＡ＿Ｋｅｙ
を導き出すことはできない。
が、傍受可能な送信を全て傍受したとしてもＡ＿Ｋｅｙ
を導き出すことはできない。
【００４２】４．上記第３項で、ハッカーが傍受によっ
て認証鍵（Ａ＿Ｋｅｙ）を得る可能性がないことを説明
した。認証鍵を得る別の可能性としては、ハッカーが自
分を電話機３と名乗って詐称する場合が考えられるが、
この筋書ではハッカーは特に成功しない。
て認証鍵（Ａ＿Ｋｅｙ）を得る可能性がないことを説明
した。認証鍵を得る別の可能性としては、ハッカーが自
分を電話機３と名乗って詐称する場合が考えられるが、
この筋書ではハッカーは特に成功しない。
【００４３】例えば、ハッカーが指標Ｉをねつ造してそ
れを、図２（ａ）に示すように認証センタ６に提示する
ことに成功したと仮定する。このＩから、図２（ｃ）の
テーブル１２から取られた相当する番号Ｘが導かれ、次
いでこの番号Ｘから図２（ｄ）のマスクＥが導かれる。
もしハッカーがマスクＥを得ることができたと仮定する
と、ハッカーは、図３（ｄ）に示す最後のステップを用
いてＡ＿Ｋｅｙを復元できることになる。
れを、図２（ａ）に示すように認証センタ６に提示する
ことに成功したと仮定する。このＩから、図２（ｃ）の
テーブル１２から取られた相当する番号Ｘが導かれ、次
いでこの番号Ｘから図２（ｄ）のマスクＥが導かれる。
もしハッカーがマスクＥを得ることができたと仮定する
と、ハッカーは、図３（ｄ）に示す最後のステップを用
いてＡ＿Ｋｅｙを復元できることになる。
【００４４】しかし、ハッカーは決してマスクＥを入手
することはなく、Ｚ及びＲＡＮＤだけしか入手できな
い。ハッカーはマスクＥなしにはＡ＿Ｋｅｙを得ること
はできない。このため、ハッカーは図２（ｃ）のテーブ
ル１２から得られたＸを必要とする。このＸは、（１）
電話機３、（２）業務エージェント９、及び（３）電話
機３のメーカ、だけしか入手できず、これら３者はすべ
て安全と考えられる。したがって、Ｉのねつ造は成功し
ない。
することはなく、Ｚ及びＲＡＮＤだけしか入手できな
い。ハッカーはマスクＥなしにはＡ＿Ｋｅｙを得ること
はできない。このため、ハッカーは図２（ｃ）のテーブ
ル１２から得られたＸを必要とする。このＸは、（１）
電話機３、（２）業務エージェント９、及び（３）電話
機３のメーカ、だけしか入手できず、これら３者はすべ
て安全と考えられる。したがって、Ｉのねつ造は成功し
ない。
【００４５】５．或る与えられた電話機３が新しい認証
鍵（Ａ＿Ｋｅｙ）を要求する場合がある。この事態は、
例えば電話機３の所有者が電話機を売却した場合に生じ
る。新しいＡ＿Ｋｅｙが要求されると、図２（ｄ）のＲ
ＡＮＤは乱数であるため異なることになるので、新しい
マスクＥが図３（ｄ）において生成される。前のマスク
Ｅは無価値となり、前のＡ＿Ｋｅｙを導くのに用いられ
たＲＡＮＤ又はＺのような前の変数を用いては新しいＡ
＿Ｋｅｙを導き出すことができない。
鍵（Ａ＿Ｋｅｙ）を要求する場合がある。この事態は、
例えば電話機３の所有者が電話機を売却した場合に生じ
る。新しいＡ＿Ｋｅｙが要求されると、図２（ｄ）のＲ
ＡＮＤは乱数であるため異なることになるので、新しい
マスクＥが図３（ｄ）において生成される。前のマスク
Ｅは無価値となり、前のＡ＿Ｋｅｙを導くのに用いられ
たＲＡＮＤ又はＺのような前の変数を用いては新しいＡ
＿Ｋｅｙを導き出すことができない。
【００４６】６．図２及び図３に示すプロセスでは、電
話機３に割り当てられた認証鍵（Ａ＿Ｋｅｙ）を知る当
事者に関して厳重な制限が課される。すなわち、メーカ
又は業務エージェントのいずれも、電話機３に割り当て
られたＡ＿Ｋｅｙについて知らない。その理由は、Ａ＿
Ｋｅｙを選択するのは認証センタであり、認証センタは
選択されたＡ＿Ｋｅｙをこれらメーカ又は業務エージェ
ントのいずれにも知らせないからである。
話機３に割り当てられた認証鍵（Ａ＿Ｋｅｙ）を知る当
事者に関して厳重な制限が課される。すなわち、メーカ
又は業務エージェントのいずれも、電話機３に割り当て
られたＡ＿Ｋｅｙについて知らない。その理由は、Ａ＿
Ｋｅｙを選択するのは認証センタであり、認証センタは
選択されたＡ＿Ｋｅｙをこれらメーカ又は業務エージェ
ントのいずれにも知らせないからである。
【００４７】又、メーカ又は業務エージェントのいずれ
も、どの電話機３が図２及び図３のＡ＿Ｋｅｙ割り当て
プロセスに関わっているかについて知らない。メーカは
もちろん完全に部外者で関わりがなく、図２（ａ）にお
いてなされる呼について知ることがない。業務エージェ
ントはこの呼については知っているが、業務エージェン
トは図２（ｃ）において指標Ｉに基づいてＸを探し、図
２（ｄ）の２つの計算を行うだけであり、どのＥＳＮが
このＩ連関するかについては知らず、したがって、どの
電話機が発呼中かについては知らない。
も、どの電話機３が図２及び図３のＡ＿Ｋｅｙ割り当て
プロセスに関わっているかについて知らない。メーカは
もちろん完全に部外者で関わりがなく、図２（ａ）にお
いてなされる呼について知ることがない。業務エージェ
ントはこの呼については知っているが、業務エージェン
トは図２（ｃ）において指標Ｉに基づいてＸを探し、図
２（ｄ）の２つの計算を行うだけであり、どのＥＳＮが
このＩ連関するかについては知らず、したがって、どの
電話機が発呼中かについては知らない。
【００４８】本発明においては、電話機３に割り当てら
れたＡ＿Ｋｅｙを取り込むことのできる当事者について
も、厳しい制限を設けている。上に述べたように、電話
機３に内蔵されるＸについての知識はＡ＿Ｋｅｙを得る
ための要件である。しかし、これも上に述べたように、
電話機３が内部をいじれない構造になっているので、こ
のＸについての知識を電話機３自体から得ることはでき
ない。
れたＡ＿Ｋｅｙを取り込むことのできる当事者について
も、厳しい制限を設けている。上に述べたように、電話
機３に内蔵されるＸについての知識はＡ＿Ｋｅｙを得る
ための要件である。しかし、これも上に述べたように、
電話機３が内部をいじれない構造になっているので、こ
のＸについての知識を電話機３自体から得ることはでき
ない。
【００４９】このＸの唯一の情報源は図２（ｃ）のテー
ブル１２であり、これは現在業務エージェントによって
保持されている。しかし、業務エージェント（産業信託
エージェント）は約定から、誠実でありハッカーに協力
することはないであろうと考えられる。
ブル１２であり、これは現在業務エージェントによって
保持されている。しかし、業務エージェント（産業信託
エージェント）は約定から、誠実でありハッカーに協力
することはないであろうと考えられる。
【００５０】メーカも又テーブル１２の潜在的情報源で
あるが、誠実であると想定されるので対象から削除され
る。加えて、メーカがテーブル１２の潜在的情報源とし
ての立場を有する期間は、多分極めて短い時間しかない
ので、テーブル１２へのアクセスが可能な時間フレーム
は非常に減少する。
あるが、誠実であると想定されるので対象から削除され
る。加えて、メーカがテーブル１２の潜在的情報源とし
ての立場を有する期間は、多分極めて短い時間しかない
ので、テーブル１２へのアクセスが可能な時間フレーム
は非常に減少する。
【００５１】具体的には、メーカはテーブル１１及びテ
ーブル１２を生成し、テーブル１１を認証センタに送達
し、テーブル１２を業務エージェントに送達する。これ
らテーブルの送達後は、メーカはそれ以上テーブルへに
関心はなく、実際のところ、テーブルを保管することに
よるトラブル及び保管経費を免れるためにメーカにある
テーブルのコピーを多分破棄することになろう。したが
って、メーカがテーブルを保有するのはほんの短期間、
すなわちテーブルの生成から送達までの間ということに
なる。この期間は数時間又は数分間という短さになる可
能性がある。
ーブル１２を生成し、テーブル１１を認証センタに送達
し、テーブル１２を業務エージェントに送達する。これ
らテーブルの送達後は、メーカはそれ以上テーブルへに
関心はなく、実際のところ、テーブルを保管することに
よるトラブル及び保管経費を免れるためにメーカにある
テーブルのコピーを多分破棄することになろう。したが
って、メーカがテーブルを保有するのはほんの短期間、
すなわちテーブルの生成から送達までの間ということに
なる。この期間は数時間又は数分間という短さになる可
能性がある。
【００５２】８．図１の電話機３のメーカは、番号Ｘ、
Ｉ、及びＥＳＮを電話機内にプログラミングする。しか
し、これらの番号と認証鍵（Ａ＿Ｋｅｙ）との間に特に
関係はない。再度述べると、これら３個の番号から認証
鍵を導き出す方法はない。更に、各電話機がそれぞれ特
有のＸを有する必要はなく、Ｘが統計的意味で相関関係
にないことを条件に、異なる電話機に同じＸを割り当て
ることもできる。
Ｉ、及びＥＳＮを電話機内にプログラミングする。しか
し、これらの番号と認証鍵（Ａ＿Ｋｅｙ）との間に特に
関係はない。再度述べると、これら３個の番号から認証
鍵を導き出す方法はない。更に、各電話機がそれぞれ特
有のＸを有する必要はなく、Ｘが統計的意味で相関関係
にないことを条件に、異なる電話機に同じＸを割り当て
ることもできる。
【００５３】９．図３（ａ）において認証センタ６に送
信されるＥは、個々の呼処理ごとに異なる番号となる。
これは、部分的な理由として、Ｅが図２（ｄ）において
生成される乱数ＲＡＮＤに依存するからであり、又別の
部分的な理由として、ＥがＸに依存するからである。乱
数ＲＡＮＤ及びＸは両方共一般に、電話機が異なると異
なる。
信されるＥは、個々の呼処理ごとに異なる番号となる。
これは、部分的な理由として、Ｅが図２（ｄ）において
生成される乱数ＲＡＮＤに依存するからであり、又別の
部分的な理由として、ＥがＸに依存するからである。乱
数ＲＡＮＤ及びＸは両方共一般に、電話機が異なると異
なる。
【００５４】１０．望ましくは、図２及び図３のイベン
トは、電話機３が認証センタに対して発呼した単一の電
話呼の実行中に発生する。携帯電話機３内で、図１のモ
デム１２０によってデータの受信、送信、及び処理が行
われる。電話機３は、セルラチャネル１２５によって認
証センタ６にリンクされ、認証センタ６は、適切な通信
リンク１３０によって業務エージェント９にリンクされ
る。
トは、電話機３が認証センタに対して発呼した単一の電
話呼の実行中に発生する。携帯電話機３内で、図１のモ
デム１２０によってデータの受信、送信、及び処理が行
われる。電話機３は、セルラチャネル１２５によって認
証センタ６にリンクされ、認証センタ６は、適切な通信
リンク１３０によって業務エージェント９にリンクされ
る。
【００５５】以上の説明は、本発明の一実施例に関する
もので、この技術分野の当業者であれば、本発明の種々
の変形例を考え得るが、それらはいずれも本発明の技術
的範囲に包含される。尚、特許請求の範囲に記載した参
照番号は発明の容易な理解のためで、その技術的範囲を
制限するよう解釈されるべきではない。
もので、この技術分野の当業者であれば、本発明の種々
の変形例を考え得るが、それらはいずれも本発明の技術
的範囲に包含される。尚、特許請求の範囲に記載した参
照番号は発明の容易な理解のためで、その技術的範囲を
制限するよう解釈されるべきではない。
【００５６】
【発明の効果】以上述べたごとく本発明によれば、携帯
電話通信において携帯電話機にセキュリティコードを割
り付ける際に、複数の暗号化ステップを経て生成した暗
号解読用の中間段階データを最小限の当事者間だけに流
し、最終的なセキュリティコード暗号解読に要する鍵は
流さず携帯電話機に持たせておき、その電話機だけが解
読できるようにした。
電話通信において携帯電話機にセキュリティコードを割
り付ける際に、複数の暗号化ステップを経て生成した暗
号解読用の中間段階データを最小限の当事者間だけに流
し、最終的なセキュリティコード暗号解読に要する鍵は
流さず携帯電話機に持たせておき、その電話機だけが解
読できるようにした。
【００５７】そのため、ハッカー等の正規に通話認証を
受けていない外部第三者がセキュリティコード乃至その
暗号解読鍵を不正に入手して不正通話を行うことは不可
能であり、携帯電話機の使用の際の安全性がが大幅に改
善される。
受けていない外部第三者がセキュリティコード乃至その
暗号解読鍵を不正に入手して不正通話を行うことは不可
能であり、携帯電話機の使用の際の安全性がが大幅に改
善される。
【図１】３個のエージェント（業務管理・代行機構）、
すなわち認証センタ、産業信託エージェント、及び携帯
電話機を示す。これらのエージェントは電話機への認証
コードの割り当てに関わる。
すなわち認証センタ、産業信託エージェント、及び携帯
電話機を示す。これらのエージェントは電話機への認証
コードの割り当てに関わる。
【図２】認証コードの割り当てに関わる一連のステップ
を示す。
を示す。
【図３】認証コードの割り当てに関わる一連のステップ
を示す。
を示す。
【図４】認証コードの割り当てに関わるステップの流れ
図を示す。
図を示す。
３ 携帯電話機 ６ 認証センタ ９ 産業信託エージェント（業務エージェント） １１、１２ テーブル １２０ 受信、送信、処理ユニット １２５ セルラチャネル １３０ 通信リンク
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (71)出願人 596077259 600 Ｍｏｕｎｔａｉｎ Ａｖｅｎｕｅ, Ｍｕｒｒａｙ Ｈｉｌｌ， Ｎｅｗ Ｊｅ ｒｓｅｙ 07974−0636Ｕ．Ｓ．Ａ. (72)発明者 ジェームズ アレキサンダー リーズ サ ード アメリカ合衆国，07974 ニュージャージ ー，ニュー プロヴィデンス，サウスゲイ ト ロード 127
Claims (6)
- 【請求項１】 携帯電話機において、 ａ）暗号解読鍵と、 ｂ）セルラチャネル上でセキュリティコードの暗号文を
受信するための受信部と、 ｃ）前記暗号文と前記暗号解読鍵とを用いて前記セキュ
リティコードの平文を導き出すためのプロセッサと、を
有することを特徴とする、携帯電話機。 - 【請求項２】 セキュリティコードを携帯電話機に割り
当てるための、セキュリティコード割当システムであっ
て、 ａ）前記セキュリティコードの割当要求を受信するため
のデータリンクと、 ｂ）ｉ）前記セキュリティコードを、前記携帯電話機が
保持する暗号解読鍵による解読が可能な暗号文に暗号化
するための、そして ｉｉ）前記携帯電話機に送達する目的で前記暗号文を前
記データリンクに送達するための、暗号器と、からなる
ことを特徴とする、セキュリティコード割当システム。 - 【請求項３】 前記システムが、前記セキュリティ電話
機が保持する暗号解読鍵の知識を持たないことを特徴と
する請求項２のシステム。 - 【請求項４】 セキュリティコードを、暗号解読鍵Ｘを
保持する携帯電話機に割り当てるための、セキュリティ
コード割当システムであって、 ａ）暗号解読鍵Ｘの知識を持つ保管業務エージェント
と、 ｂ）ｉ）セキュリティコードを選択するための、 ｉｉ）前記保管業務エージェントから得た情報を用い
て、しかし前記暗号解読鍵Ｘの知識を持たずに、前記セ
キュリティコードを、前記暗号解読鍵Ｘによる解読が可
能な暗号文に暗号化するための、そして ｉｉｉ）前記暗号文を前記携帯電話機に送達するため
の、認証センタと、からなることを特徴とする、セキュ
リティコード割当システム。 - 【請求項５】 セキュリティコードを携帯電話機（３）
に割り当てる、セキュリティコード割当方法において、 ａ）暗号解読に必要な暗号解読鍵Ｘ２の知識を持たず
に、前記セキュリティコードを暗号化して、暗号化され
たセキュリティコードＺを生成するステップと、 ｂ）前記暗号化されたセキュリティコードＺをセルラチ
ャネル上で携帯電話機へ送信するステップと、を有する
ことを特徴とする、セキュリティコード割当方法。 - 【請求項６】 セキュリティコードを、番号Ｘと、指標
Ｉと、シリアル番号ＥＳＮとを内蔵する携帯電話機
（３）に割り当てる、セキュリティコード割当方法であ
って、 ａ）各番号対が１個の指標Ｉを１個の番号Ｘに連関させ
る番号対であるような多数の番号対を含むテーブル（１
２）を管理エージェントに維持するステップと、 ｂ）前記携帯電話機から指標Ｉを受信するステップと、 ｃ）前記指標Ｉを前記管理エージェントに送信するステ
ップと、 ｄ）前記管理エージェントをして、 ｉ）前記テーブルにおける前記送信された指標に連関す
る前記番号Ｘを特定せしめ、 ｉｉ）乱数ＲＡＮＤを生成せしめ、 ｉｉｉ）前記番号Ｘと前記乱数ＲＡＮＤとに基づいてマ
スクＥを生成せしめる、ステップと、 ｅ）セキュリティコードを選択するステップと、 ｆ）前記セキュリティコードを前記マスクＥでマスキン
グして、番号Ｚを生成するステップと、 ｇ）前記番号Ｚと前記乱数ＲＡＮＤとを前記携帯電話機
へ送信するステップと、からなることを特徴とする、セ
キュリティコード割当方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US08/797371 | 1997-02-07 | ||
| US08/797,371 US6111955A (en) | 1997-02-07 | 1997-02-07 | Security in cellular telephones |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH10243470A true JPH10243470A (ja) | 1998-09-11 |
| JP3683402B2 JP3683402B2 (ja) | 2005-08-17 |
Family
ID=25170651
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP02617598A Expired - Lifetime JP3683402B2 (ja) | 1997-02-07 | 1998-02-06 | 携帯電話機セキュリティコード割当システム及び方法 |
Country Status (7)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US6111955A (ja) |
| EP (1) | EP0858236B1 (ja) |
| JP (1) | JP3683402B2 (ja) |
| KR (1) | KR100320322B1 (ja) |
| CN (1) | CN1190318A (ja) |
| CA (1) | CA2227096C (ja) |
| DE (1) | DE69830526T2 (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| KR100330418B1 (ko) * | 2000-01-28 | 2002-03-27 | 오길록 | 이동통신 환경에서의 가입자 인증 방법 |
| KR100375242B1 (ko) * | 2000-06-09 | 2003-03-08 | 에스케이 텔레콤주식회사 | 불법 이동 단말기 판별 방법 |
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|---|---|---|---|---|
| WO1998031161A2 (en) * | 1997-01-11 | 1998-07-16 | Tandem Computers, Incorporated | Method and apparatus for automated a-key updates in a mobile telephone system |
| DE19812215A1 (de) * | 1998-03-19 | 1999-09-23 | Siemens Ag | Verfahren, Mobilstation und Funk-Kommunikationssystem zur Steuerung von sicherheitsbezogenen Funktionen bei der Verbindungsbehandlung |
| KR100348290B1 (ko) * | 1998-10-28 | 2002-09-18 | 엘지정보통신주식회사 | 단말기인증에관련된파라미터누출방지방법 |
| KR20000056686A (ko) * | 1999-02-25 | 2000-09-15 | 김영환 | 이동 전화 단말기를 이용하는 개인 식별 시스템 |
| DE19911221B4 (de) * | 1999-03-12 | 2005-10-27 | T-Mobile Deutschland Gmbh | Verfahren zur Verteilung von Schlüsseln an Teilnehmer von Kommunikationsnetzen |
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