TW200910900A

TW200910900A - MAC code verification without disclosure

Info

Publication number: TW200910900A
Application number: TW097126364A
Authority: TW
Inventors: Quentin Chieze; David Leporini
Original assignee: Viaccess Sa
Priority date: 2007-07-13
Filing date: 2008-07-11
Publication date: 2009-03-01
Also published as: TWI492602B; EP2168304A1; FR2918830B1; RU2010105036A; PL2168304T3; FR2918830A1; RU2457624C2; EP2168304B1; ES2724703T3; IL203260A; WO2009013420A1

Description

200910900 九、發明說明：【發明所屬之技術領域】發明領域本發明是關於遠端實體之間交換的訊息之安全性，尤其 5是關於驗I登此等訊息之真實性及/或完整性。本發明有利地但未以-限射式應胁存取㈣賴多媒體内容之領域。

C先前技術:J 發明背景在此領域中’基於支援多媒體内容通訊的一網路以及 10提供的服務之類型的本質，被實施的内容保護系統一般可以是存取控制系統(或CAS，表示“療淨相相，，试者甚至支數位權利管理系統。典型的應用包括下列，例如： -即時發送/接收多媒體資料廣播（或‘‘實況W，）；或=貝取可用於使用者的被一終端數位記錄器（一般基於-硬碟）儲存的多媒體資料（或PVR，表示“似仰機，，）; -或者甚至是歷選窥說(V0D)應用。此等系統之安全性特別依賴於確保（從而驗證)該等存 20取控制訊息之真實性及完整性。此等訊息-般可以是一存取控制脈絡CAS中的特定存取訊息’被稱為‘嘗MWEMM表示“斤理时，）以及賀慨r(ECM表示‘雜觀兽”）。以下給出的第i 圖之描述解釋了此等訊息之使用的-示範性脈絡。 200910900 該等存取控制系統之一詳盡描述可在以下文件中找到： uFUNCTIONAL MODEL OF A CONDITIONAL ACCESS SYSTEM^，，EBU REVIEW-TECHNICAL EUROPEAN BROADCASTING UNION，比利時，布魯塞爾，序號266 5 21，1995 年 12 月。在一DRM管理脈絡下，此等訊息一般可以是許可證。以下給出的第2圖之描述解釋了此等訊息之使用的一示範性脈絡。在該等存取控制系統(CAS)或甚至DRM管理系統中， Π)利用以EMM、ECM類㈣息（對於存取控制）或個別許可證訊息發送的密鑰、加密冗餘實施—對稱密碼以保證它們的真實性及完整性-般透過-MAC( “就4篆胸，，碼)實施。然而，本發明應用於-攻擊者可存取執行—“㈣_ 码’’(MAC)之驗證的裝置之任何脈絡中。

15 驗社介人在下文巾在-麵㈣脈絡CAS 下被描述，接著在一DRM管理脈絡下被描述。

存取控制脈絡CAS 該存取控制系統CAS 一般依據第！圖中總結的架構原 ^及動力學運作。如第i圖中所描述’如—視聽節目此類的-内容在其傳輸期間之保護(或此— 護）以及-用戶對其存取之控制刀之呆挫σ 万面實施一節目拌碼/解 :功二另—方面基於經營者遠端管理的授權之—分配實施一用戶存取授權檢查。

摔碼1Q 20 200910900 該拌碼（第1圖中的參考符號10)被用以使該節目在傳輪期間無法被瞭解，然而該節目可被無限制地取得。各種拌碼/解拌碼解決方案可被實施。其等是依據該脈絡選擇的專用或標準化加密/解密演算法。 5 為了使該拌碼不可預測從而使解拌碼幾乎是不可能的，加密/解密演算法使用一般被稱為“字：，’(第！圖中的參考符號CW)的一金鑰。依據根據該脈絡選擇的可變策略隨機地修改該控制字之值一般是實際的。例如，一控制字 -般在廣播電視中可每隔1G秒被修改，或者在極端情形 ίο中，（例如)在對每個用戶具有個別詳述的一v〇D脈絡下對每個影片被修改。若-條件存取系統(特別是本巾請人之條件存取系統) 但可被一控制字初始化，則„ J再不包含一拌碼/解拌碼方案，是與任何拌碼解決方案相容。 15 20 存取控制一子詳迷的拌碼/解拌瑪之實施態樣需要物及解拌碼⑽⑽的參考字CW之值以及關於後者 _控制 ,. 文變的時刻被精確地同步化。此外，經營者對—使用者對—節目之存取的_ 使控制字之存取取決於— p之仔㈣控制稭由經營者指定-存取條件^授權之可用㈣被執行。滿足以能夠解拌碼該節目卩目轉取條件必須被用戶該等控制字之傳輪以條件存取系統(特別是本存取條件之描述是一典型的 °月人之條件存取系統）之特徵中 200910900 的兩者。它們由特定存取控制訊息實施，被稱為“五CM訊 ,感”，由第1圖之“#作”子系統12計算出。該等ECM訊息欲由與一解拌碼器終端機11 (一般被誤稱為“席碼器”)合作的安全處理器13處理。實際上，該安全處理器13—般以一可 5 用於一用戶的晶片卡實施且與該終端機11一起合作。因此在接收部分，利用終端機-安全處理器組件，一 ECM訊息關於其安全性（真實性、完整性）被檢查，接著該存取條件與該安全處理器之非依電性記憶體内存在的存取憑證相比。若該存取條件滿足該等存取憑證中的一者，則 10 該安全處理器使用解密恢復該控制字且將其提供給終端機，從而致能解拌碼。存取憑證管理若用戶具有滿足一節目存取條件的一存取憑證（例如，一用戶憑證、被提前或即時獲得的一節目之參照，或 15 其他），則他可滿足該節目存取條件。明顯地，該用戶符合一存取條件的其他準則可被涉及，例如一地理參考、一道德等級順應或其他準則。因此，該等存取憑證或用於擷取該等存取憑證的裝置 (例如，一突發PPV之“符記”——PPV表示“診次饮#”）由經 20 營者管理，接著被遠端地寫入用戶之安全處理器13之非依電性記憶體（參考符號15)内。經營者對一用戶之存取憑證的遠端動作組成第1圖之條件存取系統之另一組功能。它們以特定存取控制訊息實施，被稱為“五MM說,感”，由第1圖之逻”子系統（參考符 200910900 號14)以及該安全處理器π計算出。加密安全性然而’只要一存取控制系統未被危及或受到欺騙，則其實現其角色。特別地，預期給該接收系統的訊息(ECM及 5 Ε Μ Μ訊息）必須只能夠由被服務經營者適當授權的裝置產生及操作。此基本限制藉由保護預期給該接收系統的訊息而被確保，透過保證該等訊息之完整性、它們的鑑別以及可被包括在它們内的敏感資料之機密性的加密程序。特別地，該 1〇等訊息之真實性及完整性藉由將每個訊息與其本身的加密几餘結合而被保護。該等加密程序透過以金鑰參數化的特定演算法而實細* °修改該等金鑰值是用於增強系統之安全性的額外方式。該等金鑰之更新藉由特定安全EMM管理訊息處置。 15接收系統對存取控制訊息之處理存取控制系統之大多數操作解決方案基於由以下兩個元件組成的—接收系統： -該終端機11，特別處置包含服務之信號之接收、其由使用者選擇的服務之成分之解摔·ί馬及解石馬. •該安全處理器13，利用相關的加密處理操作支援取控制功能。子該安全處理器13處理該等EMM及ECM訊息以控制該等服務之存取、儲存/管理/驗證存取該等服務之權限 '儲存 / s理/操作該等加密碼秘密性且對該等被接收的信號施加 200910900 安全處理操作以及加密檢查。該接收終端機11與該安全處理器13透過—般符合IS〇 7816標準的介面來對話。在此架構中’與存取控制相關的一些功能可由該終端 5機11與該安全處理器13合作處置。其等特別是用於選擇需被處理的ECM及EMM訊息之功能，用於與使用者對★舌且與包括一解拌碼模組的終端機之部分進行通訊的功能。當該終端機外部的一存取控制及解拌碼模組依據（例如）具有由DVB(“教位禊說廣禮，，)標準定義的一般介面之模 10組被使用時，本發明可被應用於其中的架構原則也被找到。此一模組本質上被認為是本發明之描述的部分。 ΖλΚΜ#理麻綹目前的DRM管理系統依據第2圖中總結的架構原則及動力學操作，其中： 15 •一伺服器21提供以“D凡的一多媒體内容之格式化（或专農”)且分配被保護的内容（例如，以“_浚/6”模式或以個別下載模式）； •一許可證伺服器22被用以管理及控制使用：一許可證（或RO ’表示“禮种场序，，)對應與内容有關的並列資訊， 20特別是其識別符，且可能是對内容解拌碼的加密金鑰，以及與該内容的使用之授權及限制有關的資訊（被授權的重播之次數、燒錄權利、使用限制資料、使用期間或其他因素）； —位於客戶端之終端機之DRM客戶端23授權對被 200910900 . #護的㈣之存取且處理許可證之檢查（或若需要，甚至Α 更新），以及八、•最後，_腿客戶額下游的ι_，，24處理未被編碼的内各之顯示或播放。 5目此在大多數目前的DRM管理系統中，利用對該drm 客戶端特定的-唯-金餘加密的使用許可證⑽(多半透過公共金输基礎設施(PKI_)獲得）只對相關的drm客戶端〆 23是可讀/合法的。換言之’—使科可證結構性地鍵結到一終知機(DRM客戶端被嵌入其内）之“身汾，，。“身汾，，之概余 1〇在此應被理解為表示對該終端機特定的_加密金输(秘密或私有）之使用。使用許可證之一重要元件是權利描述語言（或REL，表示‘‘#矜表示諉r”），被配對一權利詞典，其被用以表示與 _ 一内容之使用有關的限制/條件及特定許可。 15 一 DRM系統(例如OMA-DRM)之一詳細描述可在“開放式行動聯盟”協會引用的文件中找到，例如： I -‘‘〇厘八〇1^認可版本2.0-23”(2007年3月），或者甚至 -“OMA DRM規格V2.0草案版本2_0-21，，(2004年6月）。 MAC碼計算 20 一 MAC碼一般利用用於加密長度為L的區塊的一函數 E計算出。其是一區塊及鍊接加密或“C5C-MdC，，(CBC表示 “密碼區塊鍊接”）。除了需被保護的任何長度之訊息Μ之外，此功能將一對稱金鑰Κ以及長度為L的初始化向量IV作為輸入。資料項目Κ及IV被網路終止及終端部分共用，該資 11 200910900 料項目K是秘密的且資料項目IV是公開的。接著MAC碼之計算在於，將Μ補充為具有是L之倍數的長度，接著將CBC模式加密應用於被適當獲得的訊息Μ’。該訊息Μ之MAC碼是以此方式獲得的最後被加密的區塊。 5 因此，一被執行的計算演算法可以是以下類型：

Temp2=IV

For i ranging from 1 to n, do:

Temp l=Temp2 XOR Μ’】

Temp2=E(K,Temp 1) 10 End for MAC=Temp2 其中n是長度為L的區塊之數目。因此該訊息Μ ’由該等η個區塊之連接組成，且所獲得的 MAC碼如下：

15 MAC=E(K，M，nXOR E(K，MV! XOR... E(K, M，2 XOR E(K, M5, XOR IV))...)) 用於計算MAC碼之方法在第3圖中被表示，其中該訊息 M’被假設包含連接的η個長度為L的區塊(在給出的例子中 η=4)，且被表示為Μ、、Μ’2、Μ、及Μ、。 20 碣粉證為了檢查一訊息Μ之真實性及完整性，被接收的MAC 碼利用此訊息Μ被檢查。 MAC碼之驗證一般在於MAC碼之一新的計算，接著將被適當（重新）計算出的MAC碼值與以訊息Μ接收的值進行 12 200910900 比較。若該等值匹配，則被接收的訊息是真實且可信賴的。 —接收實體對訊息Μ之MAC碼之新的計算基於訊息 Μ、金輪K及初始化向量iv，依據與發送該訊息厘的實體之 /角异法相同的演算法來執行，即依據第3圖中描述的方法。 5 問題用於驗證一訊息之M A C碼（基於M A C碼之（重新）計算）的習知演算法在接收實體内且透過該接收實體肯定會引起有關的訊息之MAC碼之正確的值之揭露。此揭示明顯地在所有情形中發生，包括有關的訊息已 10 利用一錯誤的MAC碼被接收之情形。本揭露接著使利用一任意的但是具有長度L2MAC碼提交選擇的訊息是可能的（然而，若先前對該系統之攻擊已成功，則可能自該系統取出正確（重新)計算的MAC碼值），以自其獲得正確的MAC碼值。該訊息接著可利用此正確的 15 mac碼值被重新提交給該接收系統，因此被該接收系統考量。此一攻擊可能（例如）在於引起與該元件有關的干擾 (“故障”）以恢復包含MAC碼計算緩衝記憶體的系統之依電性記憶體之一影像（或“傾印”）。特別地，此一攻擊可在任何脈絡下進行（尤其在廣播付 20費TV之脈絡下）’其中一攻擊者可存取執行MAC碼驗證的裝置。此缺點之補救措施是強迫不道德的使用者（或“盜版者”)決定金錄以及加密密碼函數以存取MAC碼，此操作之成本顯然大於以上提到的攻擊之成本。冗餘冗餘冗餘冗餘 13 200910900 冗餘冗餘冗餘【發明内容3 發明概要本發明藉由提出對一給定訊息阻止正確的MAC碼值之 5 揭露而改良以上情形。為了此目的，其提出一種用於檢查一訊息之真實性及/ 或完整性的方法，由電腦裝置實施，該訊息以一密碼冗餘自一發送實體發送給一接收實體。在此方法中，該加密冗餘是自一初始化向量與表示訊 10 息資料之至少一第一部分的一第一區塊之一組合的至少一第一加密計算出的一訊息鑒別碼（或MAC)，藉由一區塊加密函數且使用一金鑰。該加密金鑰及該初始化向量具有被該發送及接收實體儲存的值。 15 依據本發明，該接收實體對附隨一被接收的訊息之該密碼冗餘的驗證包含以下步驟： a) 藉由是該加密函數之配對的一解密函數且使用該金鑰，對該密碼冗餘應用至少一第一解密； b) 組合此第一解密之結果與表示被接收的訊息資料之 20 至少一第一部分的一第一區塊； c) 將該步驟b)之該組合的該結果與被該接收實體儲存的秘密值進行比較； d) 以及當該步驟c)内比較的該等值匹配時，決定接受該被接收的訊息為真實且/或可信的。 14 200910900 以上提到的組合較佳地包含(或“zo/r) 布林函數之應用。有利地，該區塊加密包含多於一個區塊，以及該訊息鑒別碼之該計算包含該第一加密之該結果與表示訊息資料 5 之一第二部分的一第二區塊之一組合的至少一第二加密，藉由該加密函數且使用該金鑰；較佳地，依據本發明的該步驟b)也包含至少以下操作： bl)透過該解密函數且使用該金鑰，對該第一解密之該結果與該第一區塊之間的該組合應用至少一第二解密；以及 10 b2)組合此第二解密之該結果與表示被接收的訊息資料之至少一第二部分的一第二區塊。在一區塊加密包含多數個區塊且其中該加密函數之區塊長度為L的有利情形中，該訊息鑒別碼之該計算包含以下步驟： 15 -藉由增加或刪除資料轉換一需被發送的訊息，使得被轉換的訊息之大小等於nL，η是一被選擇大於或等於2的整數； -依據一第一選定的連續性，將該被轉換的訊息細分為η個連續的長度為L的區塊； 20 -第一加密該初始化向量與該第一連續性之一第一區塊之間的一組合；以及 -至少一加密在該第一加密之該結果與在以該第一連續性的該第一區塊之後的一第二區塊之間的組合之後；較佳地，依據本發明的該步驟a)及b)包含以下步驟： 15 200910900 -藉由增加或刪除資料轉換一被接收的訊息，使得該被轉換的訊息之大小等於nL ; -依據一第二選定的連續性，將該被轉換的訊息細分為η個連續的長度為L的區塊， 5 -組合該被接收的加密冗餘之一第一解密與該第二連續性的一第一區塊；以及 -至少一解密在該第一解密之該結果與在以該第二連續性的該第一區塊之後的一第二區塊之間的該組合之後。有利地，本發明實施一CBC( “薇碼區趨乘#”）模式加 10 密，該訊息鑒別碼之該計算包含以下步驟： -將該需被發送的訊息補充為具有是該長度L之一倍數的一長度以獲得一被轉換的訊息，該被轉換的訊息由η個各自長度為L的區塊之一連接組成，η是一大於或等於2的整數；以及 15 -對該被轉換的訊息（Μ’）應用以CBC模式的一區塊加密；較佳地，該初始化向量之該計算包含以下步驟： -將該被接收的訊息補充具有是該長度L之倍數的一長度以獲得一被轉換的訊息，該被轉換的訊息由η個各自長 20 度為L的區塊之連接組成，η是一大於或等於2的整數；以及 -對該被轉換的訊息進行以CBC模式的一區塊解密。然而，應該表明的是，該方法可被應用於用於透過反向構造驗證M A C碼的任何演算法以驗證與原始訊息有關的語法特性（例如，由XCBC-MAC、OMAC、EMAC或其他指 16 200910900 定的程序）。、^有利的實施例中，對於該訊息鑒別碼之該計算， '提到的第—連續性的第-區塊由對該訊息應用-單向函數而產生。 “早向函數之該應㈣結果接著以該訊息被發送給該接收貫體，較佳是叫下的_連接之形式； -對該訊息應用該單向函數之該結果；以及 -該訊息本身。

該單向函數較佳是一散列函數，且其應用之該結果具 1〇有大於或等於該長度匕之長度。作為補充或-變化，在該訊息可能以片段自該發送實體發送給該接收實體的情形中，該第一連續性的區塊與該第二連續性的區塊較佳地被反向，使得當該接收實體一接收到-第-訊息片段時，其開始該初始化向量之計算。 15 在―存取控制脈絡(⑽）中，制是對電視資料之存取，該方法之-有利的應用意圖驗證附隨該等存取控制訊息的該密碼冗餘，例如特別是ECM及EMM訊息。、、在-數位權卿理(DRM)脈絡中，㈣是關於音訊及/ 或視3fl内谷’ §亥方法之一有利的應用意圖驗證附隨該等内 20容之許可證的密碼冗餘。圖式簡單說明本發明之其他特性及優點從研讀以下給出的詳細描述及附圖將顯而易見，其中·· -第1圖如以上描述的，以圖式方式描述了存取控制 17 200910900 CAS架構原理，； -第2圖如以上描述的，以圖式方式描述了 DRM管理架構原理； -第3圖如以上描述的，以圖式方式描述了一 MAC碼計 5 算，當其在習知領域内被執行時也是為了驗證此MAC碼； -第4圖描述了依據本發明的MAC碼之向後驗證之一初始化向量的計算； -第5圖描述了以一單向函數為前置碼的訊息MAC碼之計算，在本發明之一實施例中，該單向函數可有利地由 10 一發送實體實施； -第6圖描述了如第5圖中描述的一 MAC碼之向後驗證，其中訊息以一單向函數作為前置碼，此向後驗證在給出的例子中由一接收實體實施； -第7圖描述了 MAC碼之一反向計算，其在本發明之一 15 實施例中可由一發送實體有利地實施； -第8圖描述了如第7圖中描述的被計算出的MAC碼之反向的向後驗證，此反向的向後驗證在給出的例子中由一接收實體實施； -第9 a及9 b圖將習知技術（第9 a圖）之實施態樣與依據 20 本發明（第9b圖）的實施態樣進行比較。 I：實施方式1 較佳實施例之詳細說明因此，本發明提出訊息驗證機制之一細化，該機制實施MAC碼。尤其是其使得可能驗證一訊息之MAC碼，不需 18 200910900 要特別（重新)計算MAC碼本身，以不冒險提供後者。在先前參考第3圖給出的脈絡中，但是應用於本發明之脈絡’不是MAC碼被（重新）計算，而是該初始化向量以基於被接收的訊息及其MAC碼值以及金鑰K被計算。此（重新） 5計算特別實施一與加密函數E有關的解密函數（第4圖）。若被（重新）計算的初始化向量IV等於發送實體用以計算MAC碼的初始化向量，則該被接收的mac碼被判斷為正確，因此该訊息被決定為真實且可信賴的。對於本發明之實施態樣，該初始化向量之正碟的值為 10固定、具有預定義的語法或隱含的就足夠。接著攻擊者必須選擇該初始化向量之—正確的值，以將其與被接收的 MAC碼值結合，然後產生一可被提交給該存取控制系統的語法正確的訊息。然而，已證明攻擊者獲得一正確的初始化向量與產生 15 他選擇的一訊息之一合法的MAC碼之機率一樣不太可能，且該存取控制系統可揭露的中間結果之知識不會幫助攻擊者達成產生正確的訊息之目的。參看第4圖，給定與第3圖中系統相同的假設及相同的符號’ MAC碼之向後驗證是基於一初始化向量值rv，之（重 2〇新)計算，其中MAC表示被發送的MAC碼。因此，第4圖之輸入是MAC碼及訊息Μ，而輪出給出一需被驗證的初始化向量IV，，而第3圖之輸入(對於依據習知技術的MAC碼之（重新)計算及驗證）是該初始化向量之已知值IV以及訊息Μ，而輸出給出一需被驗證的MAC碼值。 19 200910900 參看第4圖，依據本發明的值IV’之計算在於，補充Μ 具有是L之倍數的長度，接著利用與第3圖之加密函數Ε相關的解密函數D對被適當獲得的訊息Μ應用CBC模式解密。該初始化向量是以此方式獲得的最後被加密的區塊。 5 對應依據本發明的第4圖中給出的處理操作之演算法可以是以下類型：

Templ=MAC

For i ranging from 0 to n-1, do:

Temp2=D(K, Tempi) 10 Templ=Temp2 XOR M’n-i

End for IV,=Templ 則所獲得的初始化向量值由以下給出： IV，= XOR D(K，M，2 X〇R."D(K, M，n-1 X〇R D(K， 15 M，n XOR D(K，MAC))).._) 在給出用於MAC碼之向後驗證的此初始化向量計算之一例子的第4圖中’該訊息M’由η個長度為L的區塊之連接組成(其中在給出的例子中η=4)，且被表示為Μ、、Μ，2、Μ，3 及Μ，4。 2〇所獲得的值1V’是接收實體應用於計算被接收的訊息之MAC的值以自其獲得與發送器發送的值相同的值。 MAC碼之向後驗證在於，比較被找出的初始化向量值 IV’與共用的初始化向量值IV，該共用的初始化向量值丨乂原則上被該發送實體用以計算利用被接收的訊息發送的M A c 20 200910900 碼值。若該等值匹配’則被接收的訊息是真實且可信賴的。儘管具有以上給出的第3及4圖之輸入與輸出之比較，應指出的是，該發送實體維持與第3圖之組態類似的組態以建構MAC碼。然而’此組態之增強在以下給出。 5 詞語“从4C礴之泠遂發蹬，，之後被用以表示依據本發明的操作在於，驗證該初始化向量之值IV，。接收實體進行的此驗證與第4圖中給出的相同。其在於，依據被接收的訊息及其MAC碼（重新）計算初始化向量之值IV，，且將其與該初始化向量之預期的值IV進行比較。 10 依據本發明的處理操作先驗呈現的一剩餘弱點是該存取控制系統對正確的丨乂及（重新)計算的IV，初始化向量值之揭露，且因此它們可能被一系統攻擊者取出。因此： -藉由將他選擇的具有一任意]VIAC碼的一訊息M提交 15 給系統； -藉由取出該等值； -接著以以下量替代他的訊息之第一區塊M丨： N= XOR IV，XOR IV，攻擊者獲得-可被成功提交給該系統的具有被任意選擇的 2〇 MAC碼之一訊息[Ν Μ2·.·Μη]，即該初始化向量之（重新）計算給出預期的結果IV的訊息。 MAC碼之向後驗證可以是正的，且被接_訊息將被考慮。然而，以上計算之結果IV，未被攻擊者先驗控制，因此 21 200910900 不再是量N之結果’使得新的訊息[Ν μ2.··μπ]之語法是一合法訊息之語法非常不大可能。值1V’與量Ν之計算的結果未被控制之事實也表示任意 MAC碼無法按照以上錯誤的第一結果被修改以獲得一具有 5合法語法的新訊息[Ν Μ2.·.Μη]。在任何情形中，在一有利的實施例中，在開始時，對以上描述的殘餘弱點之安全保護之可能性可被獲得。為此目的，可將發送實體利用一單向函數自行處理的結果作為所發送的訊息之前置碼，例如一散列函數（或單向 10 密碼函數）。此前置碼可以是：隱含的'該前置碼只考慮對MAC碼之計算及i透過接收實體對值IV，之計算的驗證(之後稱為“向後驗證:），但是不是與該訊息一起被發送。 -或“明轉的，，：發送。該前置碼也與該訊息及MAC瑪一起被一單向函數Η之使用包含計算：里打(Λί)||Λ/，其中“丨丨”表示連接運算符； •被適當獲得的連接訊息之MAC碼。訊息M’’，丨，m，2，.·.，M，n)藉由補充(或

應注意到，若運算式H(M)之長度小於長虹，方式被接續執行。應注意到，杂則該處 22 200910900 理操作之安全性是弱的。一單向函數H將有利地被選擇給長度大於或等於長度L之運算式H(M)。特別地，Μ，1 =H(M)應用於運算式H(M)之長度為[之情形。在此有利情形中，區塊長度可保持不變且不必藉由增 5 加或刪除資料而被修改。被執行的MAC碼計算是以下類型：

Temp2=E(K, IV XOR H(M))

For i ranging from 2 to n, do:

Templ=Temp2 XOR M，i 10 Temp2=E(K, Tempi)

End for MAC=Temp2 其中n是長度為L的區塊之數目。該訊息m’由該等區塊之連接組成，且所獲得MAC碼藉由以下給出：

15 MAC= E(K, M\ XOR E(K, M5,,., XOR...E(K, M52 XOR E(K, M，2 XOR E (K，IV XOR H(M))))_··)) MAC碼之計算在第5圖中被描述，其中該訊息m，被假設由η個（在此例中，n=5)長度為L的區塊之連接組成，且被表示為Η(Μ)= Μ、、Μ、、Μ、、Μ、及M，5。 2〇該發送實體接著發送： •初始化向量IV之值，其中以上提到的“隱含的，，實施例中的訊息Μ以及被適當計算出的MAC碼是適合的； •初始化向量IV之值，其中以上提到的“明確的，，實施例中的連接H(M)||M以及被適當計算出的MAC碼是適合的。 23 200910900 明顯地’運算式H(M)具有是長度L之倍數的長度之情形也是有利的。在其他情形中，一額外的“填茏”是有用的。接著，該接收實體對該MAC碼之向後驗證以驗證初始 5化向量之值IV’遵循與第4圖中所描述的原則相同的原則。其在於，依據被接收的訊息及其MAC碼重新計算該初始化向量之值IV’，且將其與該初始化向量之預期的值IV進行比較。向後驗證演算法之一例子如下：

Templ=MAC 10 For i ranging from 0 to n-1, do:

Temp2=D(K, Tempi)

Templ=Temp2 XOR M’n_i

End for IV’=H(M) XOR D(K,Tempi) 15 因此所獲得的初始化向量值是： IV’= H(M) XOR D(K, Μ，，XOR D(K，Μ、XOR... D(K, M\a XOR D(K, M5n XOR D(K, MAC)))...)) MAC碼之向後驗證的初始化向量計算在第6圖中給出’其中該訊息M，被假設包含η個長度為L的區塊之連接(在 20給出的例子中η=4)，且被表示為Μ、、Μ，2、Μ、及Μ，4。此處，該驗證也透過單向函數Η以驗證處理該訊息之結果來補充。此驗證以與一MAC碼之習知技術中已知的方式類似的方式被執行，藉由（重新)計算此結果以及與被接收的值以較。若兩個值匹配，則該訊息是可信賴的。 24 200910900 此第二驗證將如先前所解釋的，阻止一攻擊者修改該 u開始a此以上提到的仍存在的弱點可被克服。實際上，該訊息Μ之開始的修改（即使其是正確的）將導致該量 Η(Μ)之另一修改（本身無法被控制）。 5 以下接著一脈絡（―般是在存取控制CAS或DRM管理中）中的-有利實施例之—描述，其中出於各種原因，_訊息可以逐段被發送。當訊息被接收時能夠執行訊息的MAC碼之（向後）驗證，且最終只需要一中間結果被儲存，而不是該訊息之所 10有已被接收片段，則是適合的。為了此目的，該訊息之MAC碼需要能夠以其第一區塊被發送，使得其（向後)_驗證可緊接著此第一區塊之接收之後開始。因此’該mac碼一般在該訊息及該初始化向量之前被發送。 15 對於本發明之一有利的實施態樣，需要的只是在計算 MAC碼之前將該訊息之該等區塊的順序反向，以能夠僅基於該第一區塊開始其接著的（向後驗證。因此，需被執行的MAC碼計算被反向：

Temp2=IV 20 For i ranging from 0 to n-1, do:

Templ=Temp2 XOR M’n-i Temp2=E(K, Tempi)

End for MAC=Temp2 25 200910900 其中η是長度為L的區塊之數目。該訊息μ，由該等n個區塊M’=[ M’t Μ’2"· Μ’η]之連接組成，且所獲得的MAC碼藉由以下給出： MAC= E(K，XOR Ε(Κ, Μ、XOR…E(K，MV, X〇r 5 E(K，M’nXORIV)).·.)) 然而，一般情況下，其由以下給出： MAC= E(K, M’n XOR E(K，MY, XOR...E(K，M’2 X〇r E(K, M\ XOR IV))...)) MAC碼之計算在第7圖中被描述，其中該訊息被M，假 10 設由η個長度為L的區塊之連接組成（在給出的例子中 η=4)，且被表示為Μ’！、Μ’2、MS及Μ%。對以以上所描述的反向模式計算出的一 M A C碼執行的向後驗證可（例如）遵循以下演算法：。

Templ=MAC 15 For i ranging from 1 to n, do:

Temp2=D(K, Tempi)

Templ=Temp2 XOR M’i

End for IV’=Templ 20 因此所獲得的初始化向量之值由以下給出： IV，= M，n XOR DdMV, XOR…D(K，M，2 XOR D(K， M, , XOR D(K, MAC)))...) MAC碼之相反的向後驗證之初始化向量計算在第8圖中表示，其中該訊息M’被假設由η個長度為L的區塊之連接 26 200910900 組成(在此例中，n=4)，且被表示為Μ’,、Μ、' MS及。可能組合關於使用一單向函數的實施例與關於將該等區塊之順序反向的實施例。該單向函數Η之結果H(M)的位置可以任何選定的位置 5 被發送：作為一前置碼、或者甚至作為一後置碼、在該等區塊之中間等等。然而，前置碼及後置碼位置是較佳的。在“明確的”情形中，該值H(M)被發送且驗證，以當訊息片段被接收實體接收時致能計算，此時該值H(M)較佳地 10 被該發送實體最後發送（因此作為第5SI 士 * 圍τ表不的前置碼）以在與該被接收的MAC碼有關的最後的驗證操作之前被接收實體考慮（即’就在給出該初始化向量之推測值的計算之前，如第6圖中表示的）。在“隱含的”情形中，該值H(M)由接收實體計算出，此 15時該結果H(M)之位置被無法區別地课叫擇’因為該等區塊之順序被反向。

而且，對於本發明之實施態樣建議。以下一些預防措施被參看第3圖，當MAC碼被接收實體 20 + 艰依據習知技術被重新計鼻時，只有加密函數E被使用，然而去叫田接收實體依據本發明驗銳初始化向量時（第4圖），解密

要文13破使用。由於MAC 碼向後驗證需要解密被發送的Mac — 馬’則以每個步驟中 XOR運算符之結果為模之連續區塊中 ^ ., 接者需要保護系統以免受到一攻擊，該攻擊可能使用— 碼向後驗證計算 27 200910900 模組作為解密資料庫，即，需能夠存取利用函數E特別加密的機密資訊之解密函數D。此一攻擊包含將一空訊息以及機密資料密碼電文（代替MAC碼）提交給MAC碼向後驗證模組以能夠取出未被驗 5 證系統編碼的機密資料。在用於廣播被一 CAS系統保護的多媒體内容之有利的應用脈絡中，此機密資料一般可以是第1圖之内容解密控制字CW。在内容之保護被一 DRM系統處置之脈絡下（第2 圖），此機密資料一般可以是内容解密金鑰。 10 有利地，在此層面中，為了MAC碼之向後驗證以及用於提升由該訊息傳輸的資訊之機密性的所實施的解密操作有所不同。為了此目的，以下是可能的，且較佳地以遞減之順序： • 一方面，為了處理MAC碼，以及另一方面，為了機 15 密性之處理，分開該等演算法與該等金鑰，透過施加兩個不同的演算法； •對MAC碼計算使用以解密模式的密碼函數，且因此對該MAC碼向後驗證及該機密性計算使用加密模式， • 一方面，為了處理MAC碼，以及另一方面，為了機 20 密性之處理，分開該等演算法與該等金鑰，藉由施加不同的專用金錄。因此，按照較一般術語，在需被發送的訊息包括已加密機密資料之情形中，故被用於驗證密碼冗餘度的解密金鑰K及/或解密函數D形成較佳是不同於機密資料解密裝置 28 200910900 的裝置。第9 a及9 b圖以圖表形式特別總結了依據習知技術的方法（第9a圖）與依據本發明的方法（第％圖）之間的處理差別。

在此兩第9a及9b圖中’該等發送實體（分別以參考符號 5 91及95表不）具有相同的功能，即使用如一計算處理器PROC 及一工作記憶體（圖未示）此類的裝置，該MAC碼使用： -需被發送的訊息Μ; -初始化向量IV ; -以及藉由施加金錄Κ及加密函數Ε。 10 然而，應牢記在心的是，在本發明之一較佳實施例中，該發送實體95(第％圖）對該訊息μ施加一單向函數，如先前所描述的。為了此目的，本發明也關於訊息Μ之此一發送貫體95 ’各自以一密碼冗餘被發送且包含依據此實施例的用於計算附隨每個被發送的訊息之一訊息鑑別碼之裝置 15 PR0C。本發明也關於一電腦程式，預期被儲存在該發送實體95之記憶體内’且包含用於當被該發送實體95之處理器 PROC執行時實施此實施例的指令。此一程式之演算法的例子在以上被給出。再次參看第9a及9b圖，該訊息Μ及MAC碼接著透過(例 20 如）一網路90被發送給一接收實體。在習知技術之方法中（第 9a圖），該接收實體92基於被接收的訊息Μ且藉由施加該金錄Κ以及加密函數Ε重新計算一MAC’碼。接著，該接收實體92將被適當計算出的MAC’碼與被接收的mac碼進行比較’且若該等被比較的碼之間具有一匹配，則決定該被接 29 200910900 收的訊息Μ是合法的。在依據本發明的一不同的方法中，該接收實體96(第9b 圖）使用如一計算處理器PROC及一工作記憶體（圖未示）此類的裝置以基於該訊息Μ以及被接收的M A C碼且藉由施加該 5 金鑰K以及解密函數D計算該初始化向量IV，之一值。接著，該接收實體96將該被適當計算出的值IV，與儲存在記憶體内的一參考值IV進行比較。若該等被比較的值之間具有一匹配，則該接收實體96接著決定該被接收的訊息Μ是合法的。為了此目的’本發明也是關於訊息之一接收實體96(第 10 9b圖），各自以一密碼冗餘MAC被接收，以及包括用於驗證附隨一被接收的訊息Μ之密碼冗餘的裝置，例如處理器 PROC。在本發明對一存取控制系統（CAS)之一有利的應用中，該接收實體可以是（例如）一具有一密碼冗餘的（例如一 15 MAC碼)(例如)EMM或ECM類型的解拌碼器接收訊息。在此情形中，依據據本發明的方法，此一系統之安全處理器 13(第1圖）包括用於驗證附隨一被接收的訊息之密碼冗餘的裝置（一處理器、一工作記憶體或其他）。為了此目的，本發明也是關於此一安全處理器。 20 本發明也是關於一電腦程式，預期被儲存在第9b圖之接收實體96或依據本發明的一安全處理器之記憶體内，且包含用於當被§亥接收實體或安全處理器之一處理器PROC 執行時實施依據本發明的方法之指令。此一程式之演算法的例子已在以上被給出。 30 200910900 【圖式簡單說明3 第1圖如以上描述的，以圖式方式描述了存取控制CAS 架構原理，；第2圖如以上描述的，以圖式方式描述了 DRM管理架構 5 原理；第3圖如以上描述的，以圖式方式描述了一 MAC碼計算，當其在習知領域内被執行時也是為了驗證此MAC碼；第4圖描述了依據本發明的MAC碼之向後驗證之一初始化向量的計算； 10 第5圖描述了以一單向函數為前置碼的訊息MAC碼之計算，在本發明之一實施例中，該單向函數可有利地由一發送實體實施；第6圖描述了如第5圖中描述的一MAC碼之向後驗證，其中訊息以一單向函數作為前置碼，此向後驗證在給出的 15 例子中由一接收實體實施；第7圖描述了 MAC碼之一反向計算，其在本發明之一實施例中可由一發送實體有利地實施；第8圖描述了如第7圖中描述的被計算出的MAC碼之反向的向後驗證，此反向的向後驗證在給出的例子中由一接 20 收實體實施；第9 a及9 b圖將習知技術（第9 a圖）之實施態樣與依據本發明（第％圖）的實施態樣進行比較。 31 200910900 【主要元件符號說明】 10…掉碼 11…解掉碼 12".“##”子系統 13…安全處理器 14...“#理"子系統 15…非依電性記憶體 21···伺服器 22…許可證伺服器 23…DRM客戶端 24…播放器 90···網路 91…發送實體 92…接收實體 95…發送實體 96…接收實體 32

Claims

200910900 十、申請專利範圍： 1. 一種用於檢查一訊息之真實性及/或完整性的方法由電腦t置實施’該訊息以_密碼冗餘自—發送實體發送給一接收實體，其申該密碼冗餘是自一初始化向量與表示訊息資料之至少一第一部分的一第一區塊之一組合的至少一第力〇α十算出的-讯息馨別碼，藉由一區塊加密函數且使用一金鑰，該加密金鍮及該初始化向量具有被該發送及接收實體儲存的值，其特徵在於’該接收實體對附隨-被接收的訊息之該密碼冗餘的驗證包含以下步驟：』a)藉由是該加密函數之配對的—解密函數且使用該金鑰，對該密碼冗餘應用至少一第一解密； b) 組合該第—解密之結果與表示被接收的訊息資料之至少-第-部分的-第-區塊； c) 將該步勸)之餘合_結果與被該接收實體儲存的秘密值進行比較，· d)以及當該步驟c)内比較的該等值匹配時，決定接受該被接收的訊息為真實且/或可信的。 2.如申請專利範圍第1項所述之方法，其中該訊息馨別碼以計异包含該第-加密之該結果與表示訊息資料之一第―部分的—第二區塊之-組合的至少-第二加岔，藉由該加密函數且使用該金鑰， 33 200910900 其特徵在於，該步驟b)也包含至少以下操作： bl)透過該解密函數且使用該金鑰，對該第一解密之該結果與該第一區塊之間的該組合應用至少一第二解密；以及 b 2)組合此第二解密之該結果與表示被接收的訊息資料之至少一第二部分的一第二區塊。 3.如申請專利範圍第2項所述之方法，其中該加密函數具有長度為L的區塊，以及該訊息鑒別碼之該計算包含以下步驟： -藉由增加或删除資料轉換一需被發送的訊息，使得被轉換的訊息之大小等於nL，η是一被選擇大於或等於2的整數， -依據一第一選定的連續性，將該被轉換的訊息細分為η個連續的長度為L的區塊5 -第一加密該初始化向量與該第一連續性之一第一區塊之間的一組合，以及 -至少一加密在該第一加密之該結果與在以該第一連續性的該第一區塊之後的一第二區塊之間的組合之後，其特徵在於，該步驟a)及b)包含以下步驟： -藉由增加或刪除資料轉換一被接收的訊息，使得該被轉換的訊息之大小等於nL ; -依據一第二選定的連續性，將該被轉換的訊息細分為η個連績的長度為L的區塊， 34 200910900 -組合該被接收的密碼冗餘之一第一解密與該第二連續性的一第一區塊；以及 -至少一解密在該第一解密之該結果與在以該第二連續性的該第一區塊之後的一第二區塊之間的該組合之後。 4. 如申請專利範圍第3項所述之方法，其中該訊息鑒別碼之該計算包含以下步驟： -將該需被發送的訊息補充為具有是該長度L之一倍數的一長度以獲得一被轉換的訊息，該被轉換的訊息由η個各自長度為L的區塊之一連接組成，η是一大於或等於2的整數，以及 -對該被轉換的訊息應用以CBC模式的一區塊加密，其特徵在於，該初始化向量之該計算包含以下步驟： -將該被接收的訊息補充具有是該長度L之倍數的一長度以獲得一被轉換的訊息，該被轉換的訊息由η個各自長度為L的區塊之連接組成，η是一大於或等於2的整數；以及 -對該被轉換的訊息進行以CBC模式的一區塊解密。 5. 如申請專利範圍第3及4項中的一者所述之方法，其特徵在於，對於該訊息鑒別碼之該計算，以該第一連續性的該第一區塊由對該訊息應用一單向函數而產生。 6. 如申請專利範圍第5項所述之方法，其特徵在於，該單向函數之該應用的結果以該訊息被發送給該接收實體，以以下的一連接之形式； 35 200910900 -對該訊息應用該單向函數之該結果；以及 -該訊息。 7. 如申請專利範圍第5及6項中的一者所述之方法，其特徵在於，該單向函數是一散列函數，且其應用之該結果具有大於或等於該長度L之長度。 8. 如申請專利範圍第3至7項中的一者所述之方法，其中該訊息可能以片段自該發送實體發送給該接收實體，其特徵在於，該第一連續性的區塊與該第二連續性的區塊是反向的；以及當該接收實體一接收到一第一訊息片段時，其開始該初始化向量之計算。 9. 如以上的申請專利範圍中的一者所述之方法，其特徵在於，該等組合包括Q^”(XOR)布林函數之應用。 10. 如以上的申請專利範圍中的一者所述之方法，其中需被發送的訊息包含已加密機密資料，其特徵在於，被用以驗證該密碼冗餘的該解密金鑰及/或該解密函數形成不同於用於解密該機密資料的裝置之裝置。 11. 如以上的申請專利範圍中的一者所述之方法，其特徵在於，其於一存取控制脈絡(CAS)中，特別是對於電視資料，被應用於驗證附隨該等存取控制訊息的該密碼冗餘。 12. 如申請專利範圍1至10中的一者所述之方法，其特徵在於，其於一數位權利管理(DRM)脈絡中，特別是關於音訊及/或視訊内容，被應用於驗證附隨該等内容之許可證(RO)的該密碼冗餘。 36 200910900 13·:種m息之接收實體，該等訊息各自以-密碼冗餘被接、特徵在於，該接收實體包含用於驗證附隨一被接 =的訊息之該密碼冗餘的裝置，依據如以上的申請專利範圍中的一者所述之方法。 f

種女全處理n ’位於—存取控㈣統之—接收實體 :該減實體接收具有—密碼冗餘的訊息，其特徵在 =读安全處理器包含麟驗證附隨—被接收的訊息之二^餘的裝置’依據如中請專利範圍第i!項所述之二電腦程式，預期被儲存在如中請專利範圍第13項的收實體或如申請專利範圍第14項所述之—安全處理器之記憶體内里拉接收實體之—声其特徵在於，該電腦程式包含當被該 Μ專理器或該安全處理輯行_於實施如 16.=::第1…項中的-者所述之方送，其特徵在：實體，料訊息各自以—密碼冗餘被發發送的戒自"該發送實體包含用於計算附隨各個被第5至8項繁別碼之裝置，依據申請專利範圍 ΐ7: = Ϊ體預—請專利範_項所發k實體的記憶體内，其特徵，被該發送實體之一處理器執行時用:實= 清專利範^5至8射的—麵叙料的指令。 37