TW571549B - Preventing shortened lifetimes of security keys in a wireless communications security system - Google Patents

Preventing shortened lifetimes of security keys in a wireless communications security system Download PDF

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Sam Shiaw-Shiang Jiang
Richard Lee-Chee Kuo
Chi-Fong Ho
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Asustek Comp Inc
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Description

571549 五、發明說明α) 【發明技術領域】 、本發明係關於一種無線通信系統之安 計，此尤指一種在安全鍵更新期間可取得一安全\關设 初始值以提供新建通道使用之方法。 器之 【先前技藝之敘述】 請參閱第一圖，係揭露一種習用益 方塊圖，該無線通信系統係包括一第：易 二 行通2絡。在實際的環境中，。 斤站口（10)叮為-诸如仃動電話之移動式通信裝置 弟一站台（20)則可為一基地台，當然，該第一站台二 基地台’而該第二站台⑵)則對應為-移動式通 個、甬=一圖：進一步說明’該第一站台(10)係具有數 们通迢（12)，且母一個通道（12)中並各具有一接收 之協疋貝枓早兀（以下簡稱PDU)。同樣地，該第二站△、 (20)亦具有數個通道（22)以一 一對應於該第一站台（f 屬各通這（12)，且每一個通道（22)中並各具有一接收 = (、22r)及一傳送緩衝區（22t)以分別供暫存已收到或待 C 料當進行無線通信時’例如該第-站台⑽欲 「貢料至該第二站台(2〇)時，該資料將 PDlKiu)以暫存於該第一站台（1〇)所屬各通道（ΐ2)中之傳
111!
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五、發明說明（2) 區(二)以待傳送’然後’該PDU(llt)經由該通道 (12)逐一 ^送至該第二站台（2〇)中對應該通道（12)之通、首 (22) ’使得該帛二站台（2〇)所屬各通道（22 = 該_(llt)之PDU⑵r)以暫存於各通道（22)所屬 = 衝區（22r)中等待處理。同樣地，如果是該第二站台（2 = 欲傳达對應於一資料之PDU(21t)至該第一站台（1〇)時，誃 PDlK21t)將暫存於該第二站台（2〇)所屬各通道（12)中之= 迗緩衝區（22t)以待傳送，然後，該pDU(21t)經由該通道 (22)逐一傳送至該第一站台（1〇)中對應該通道（22)之通道 (12)，使得該第一站台（丨0)所屬各通道（丨2)將產生相同於 該PDU(21t)之PDU(llr)以暫存於各通道（12)所屬之接收緩 衝區、（12r)中等待處理。為了通信上的一致性，利用該通 道（12)及（22)而進行傳輸之？1}11(111〇(111：)(211〇(211：)的 資料結構應完全相同，也就是說，該第二站台（2 〇 )所收到 之PDU (21 r)的資料結構係完全相同於該第一站台（丨〇 )所送 出之PDU(llt)，反之亦然。儘管這些利用該通道〇2)及 (22)而進行傳輸的PDU均具有相同的資料結構，但是，只 要該通道（1 2 )與（2 2 )之間連結型態一有改變，所對應使用 之P D U的資料結構也會跟著改變。 又所述的每一個PDU(llr)(llt)(21r)(21t)並各包括 一具有m位元長度且性質為遞增之序號 (5r)(5t)(6r)(6t)，藉以指出各PDU (lit) (21t) (llr) (2 1 r)在所暫存之傳送緩衝區（1 21) ( 2 21)與接收緩衝區 (12r)(22r)中的先後排序。舉例而言，被該第一站台（n)
第6頁 571549 五、發明說明（3) 所接收之PDU資料流中的某一個PDU(llr)之序號（5r)為 π108" ’那麼在接續在該PDU(llr)之前的PDU，其序號（5r) 係為"107π，而跟隨在該PDU(llr)之後的PDU，其序號（5r) 則為"1 0 9π。此外，該序號（51) ( 61)往往是隨同該 PDU(1 11)(211) —併被傳送，但有時也會由該第一、二站 台（10) (20)所内定，例如，在該通道（12) (22)被設定為採 用確認模式（acknowledged mode，AM)進行傳輸時，該序 號（5t)(6t)就是隨同該PDU(llt)(21t) —併被傳送，而若 该通道（12)(22)被設定為採用透通模式（transparent mode，TM)進行傳輸時，該序號（5t)(6t)則係由該第一、 二站台（1 0 )( 2 0 )所内定。更具體而言，所謂之確認模式係 指當一串PDU(1 It)由該第一站台（1〇)傳送至該第二站台 (2 0 )時，無論是否傳送成功，該第二站台（2 〇 )都必需回應 一個確認訊息至該第一站台（1 〇 )，藉以告知該第一站台 (1 〇 )已成功接收或沒有完全接收而要求重送該串 PDU(llt)，細言之，在該第一站台（1〇)中，該串pDu(iit) 中的每一個PDU均各載入一具有12位元長度之序號（5t)以 一併傳送至該第二站台（2 0 )，該第二站台（2 〇 )在收到該第 一站台（1 0)之來訊而產生對應於該串PDU( 1 11)之PDU(21 r ) 後’即檢視該串PDU( 21〇中之每一個pDU的序號（6r)，並 根據檢視的結果以決定每一個p D U在該串p D U ( 2 1 r)中的排 序，以及根據該序號（6 r)之排序順序，以確認是否有缺少 任何的PDU。隨後，該第二站台（2 〇 j才送出該確認訊息給 該第一站台（1 〇)以指出已成功接收、或是要求重送該串
571549 五、發明說明（4) PDU (111)。至於所謂之透通模式，係指透過網路的快速傳 送資料，讓使用者無法察覺應用程式並不在其使用的機器 上，為達此一透通性之要求，當一串PDU(1 It)由該第一站 台（10)傳送至該第二站台（20)時，該串PDU(llt)中的每一 個PDU都沒有載入任何序號，而是由該第一站台（丨〇 )内部 直接分配一具有7位元長度之序號（5t)至該串PDU( lit)中 的每一個P D U，同樣地，該第二站台（2 0 )也直接分配一具 有7位元長度之序號（6r)給該串PDU(21r)中的每一個PDU。 在理想的狀況下，該串P D U (1 11)中的每一個p d U之序號 (5t)與該串PDU(21r)中對應該序號（5t)的每一個PDU之序 號（6 r)係各由該第一、二站台（1 〇 )( 2 〇 )負責提供及保持其 兩者為完全相同。 該第一、二站台（1〇)(2〇)除了負責提供及維護前段末 所述之序號之外，也負責提供及維護一超框數 (Hyper-frame number，HFN)。該超框數之值可視為該序 號（51)( 61)的延伸，而位在更高階部份的位元，但其從 未隨著該PDU( 111) (211)的傳送而被實際送出。但這個說 法有個例外情形係發生在對應於同步信令之信令型pDU 上，在這種較罕見的情形下，該超框數係未被載入該序號 5t)(6t)以成為該序號5t)(6t)之一部份，而是改為載入該 信令型PDU之貧料載荷（data payi〇a(i)的某欄位中，以作 為雙方同步之用。當每一個PDU(11 t)(21t)被一一傳送出 去並被接收而成為PDU( llr) (21 r)時，被接收的每一個 PDU(llr)(21r)及被傳送的每一個pM(llt)(2lt)都被指派
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一個特定值，該特定值係使用對應於該 PDU(llt)(21t)(llr)(21r)之超框數及序號 (5r)(6rK5t)(6t)以分別作為該值位在高;階部份與低階部 份的位7L，亦即該特定值係由超框數+序號所構成，例 如，超框數之值為11，序號之值為⑽u時，則該值即為 1 1 0 0 1 K不疋0 0 1 1 1 1，因為超框數係位在高階位置而序號 係位在低階位置）。因此，該第一站台（丨0)的每一個通道 (12)乃需對應設一接收超框數（13r)及一傳送超框數（i3t) 以分別暫存該超框數之值，同樣地，在該第二站台（2 0) 中，對應该通道（1 2 )之通道（2 2 )上也需具有一接收超框數應 (23r)及一傳送超框數（23t)。當該第一站台（1〇)偵測到在1 該接收緩衝區（12r)中之PDU(llr)的序號（5r)遞增至最大 值而歸零時，該第一站台（1 〇)即相應增加該接收超框數 (13r)之值，同樣地，當該第一站台（1〇)偵測到在該傳.送 ~ 緩衝區（12t)中之PDU(llt)的序號（5t)歸零時，該第一站 · 台（1 0)即相應增加該傳送超框數（1 3t)之值。類似的過程 也發生在該第二站台（2 0 )而使其接收超框數（2 3 r)及傳送 超框數（23t)之值也都會在PDU(21r)(21t)之序號（6r)(6t) 歸零時遞增。藉此方式，該第一站台（丨〇 )之接收超框數 (13r)乃能同步於該第二站台（20)之傳送超框數（23t)，同< 樣的’該第一站台（1 0 )之傳送超框數（1 31)也因而能同步 於該第二站台（2 0 )之接收超框數（2 3 r)。 實際上該率PM (lit)及（211)並非直接傳送出去。 為了確保該弟一、一站台（1 0 )( 2 0 )之間通信上的安全性與
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五、發明說明（6) 資訊交換上的機密性，於該第一站台（1〇)上並設一安全機 制（14)，而該第一站台（1〇)上亦對應設一安全機制（2釣。 該安全機制（14) (24)主要具有兩種功能，其一係使該 PDU(llt)( 21t)内含迷惑竊聽者之資料（例如密碼）f以使 該竊聽者所收到之PDU (11 r) ( 2 1 r)只是一個沒有任何音義 的亂數集。其二則是使該PDU(llt)( 21t)内含可驗註^料 完整性之資料，以避免非授權人冒名傳播假訊息而影響資 訊的機密性，亦即藉由資料完整性的驗証，可使該第一站 台（10)能確信所收到之PDU( 11 r)確實來自該第二^台 (20)，反過來說亦然。進一步言之，在傳送該ρ])υ( η七） 時，該第一站台（10)之安全機制（14)係利用一具有n位元 長度之密碼安全計數器（14c)及一安全鍵（14k)以對該 PDU(llt)執行密碼處理程序，相對而言，該第二站以2〇) 之女全機制（2 4)必需使用一組相同於該密碼安全計數器 (14c)及安全鍵（14k)之密碼加密計數器（24c)及安全鍵 (24k)，才能將所收到之PDU(21r)正確地解譯。同樣地， 在該第一站台（ίο)進行訊息認證聘，係使用一具有11位元 長度之訊息認證安全計數器，該訊息認證安全計數器必需 同步於该第一站台（2 0)上相對應之訊息認證安全計數器。 儘管該訊息認證安全計數器的產生可以說是類似於該密碼 安全計數器（14c) (24c)，但因為密碼處理程序係較經常被 應用，所以，該密碼安全計數器（14c)(24c)及安全鍵 (14k) (2410應再作進一步的討論，其中·· 該安全鍵（14k) (24k)中係一直存在一常數以對應於所
第10頁 571549 五、發明說明（7) 有的PDU(111)(211)(也因此對應於該PDU(21r)(l lr))直到 被遠、第一、一站台（1 〇 )(2 〇 )確實地被改變為止。該安全鍵 (14k) (24k)的改變係根據一交換於該第一、二站台 (10)(20)之間以確保該安全機制（14)與（24)完全同步之安 全模式命令而定。由於該安全模式命令係很少執行，且取 決該安全計數器（14C)之值，使得該些安全鍵（i4K)(24K) 因而持續不變。無論如何，該安全計數器（14C)(24C)係隨 著每一個P D U (1 11) ( 2 11)的傳送而不斷地改變，這種改變 使得該PDU (1 11) ( 2 11)的解密及假訊息的製造更加的困 難。 而該安全計數器（14C)係利用一PDU(llt)之序號（5t) 作為其位在低階之位元，以及利用對應該pDU(1丨t)之傳送 超框數（13t)作為該安全計數器（14C)位在高階之位元，簡 言之’該安全計數器（14C)其實就是由傳送超框數（13t) + 序號（5t)所構成。同樣地，對該pDU(llr)而言，該安全 計數器（14c)則係由接收超框數（13r) +序號（5r)所構成。 相同的過程也發生在該第二站台（2 〇 )，亦即該安全計數器 (24c)係由「傳送超框數（23t) +序號（6t)」（或是「接收 超框數（23r) +序號（6r)」）所構成。由於該安全計數器 (14c) (24c)的位元長度係固定不變，所以，當該序號（5r) (6 r ) ( 51) ( 61)的位元長度改變時，該接收超框數 (131〇(231〇與傳送超框數（131：)(231:)也要根據所使用之 傳輸模式而改變其位元長度，如此才能產生具有固定位元 長度之安全計數器（1 4 c) ( 2 4 c)。舉例來說，當該安全計
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五、發明說明（8) 數為（1 4 c ) ( 2 4 c )的位元長度係固定為3 2位元時，那麼，在 一透通模式之下進行傳輸，因該序號（5r)(6r)(5t)(6t)的 位元長度都是7位元，那麼，該接收超框數（1 3 r)( 2 3 r)與 傳送超框數（1 3 t )( 2 31)的位元長度便必需為3 2 - 7 = 2 5位 元。而若在一確認模式下進行傳輸，因該序號 (5 r ) ( 6 r ) ( 51) ( 6 t )的位元長度都是1 2位元，那麼，該接收 超框數（131')(231')與傳送超框數（131:)(23丨）的位元長度便 必需為32-12 = 20位元。 開始進行通訊之前，該第 有建立任何的通道（12)(22)，為了進行通訊，該第一站台 (10)建立一通道d 2)至該第二站台（2〇)，同時，該第一站 台（1 〇 )必須決定該傳送超框數（丨31)及接收超框數（丨3r)的 起始值。該第一站台（1 0 )參照一非揮發性記憶裝置 (16)(例如快閃記憶裝置或SIM卡）提供一起始值（i6s)，且 將該起始值（1 6s)之值提供給該傳送超框數（丨3t)和接收超 框數（13r)。該起始值（16s)係為一超框數的最大有效位元 數X，在理想狀況之下，該χ至少應等於一最短超框數的位 兀長度，如沿用上述的例子，該χ的位元長度則至少應為 2/位元。該傳送超框數（m)及接收超框數（13r)的最“大 效位兀都設為該起始值（丨6s)，而其餘位在低階之位 設為〇，然後，該第一站台（10)透過一特殊之信令型pDu 迗該起始值（16s)至該第二站台（2〇)，以供該傳 (23t)及接收超框數（23r)之利用。藉此方式，該傳^超框 數（13t)就能同步於接收超框數（23r)，而該傳送超框數
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(2 31)也能同步於該接收超框數（1 3 r)。 要注意的是，該第一站台（1〇)可建立多個通道（12) 至該第二站台（20)，i每一個通道（12)各自使用所屬之序： 號與超框數（13r)(13t)。當建立一個新通道（12) 時，該第一站台（10)即考慮所有現已建立之通道（12)之傳 送超框數（1 31)及接收超框數（丨3 r)，藉以擇定一具有最大 值之傳迗超框數（1 3 t)或接收超框數。然後，該第一站台 (10)選取該最大值之傳送超框數（13t)或接收超框數σ (1 3 r)的最大有效位元數並對之加丨、並將之提供給新的傳 送超框數（1 31)及接收超框數（1 3 r)。在將該最大有效位元 數提供給該第二站台（2〇)之傳送超框數（23t)及接收超框 · 數（23r)之後，即完成該第一、二站台（1〇)(2〇)之間的同 步 ° 為求通訊安全起見，該安全鍵（14k)(24k)在使用一段、 時間之後即應更新。安全鍵更新時機係由該安全計數器 · (14c)(24c)所決定。當一已建立之通道（12)的安全計數器 (14c)之值超過一安全跨越值（14χ)之時，該第二站台（2〇) (例如一基地台）可以啟動該安全模式命令以將該安全鍵 (14k)(24k)改變為新安全鍵（ΐ4η)(24η)，雙方之新安全 鍵（14η)(24η)係完全相同，但不同於先前之安全鍵（m) _ (2 4k)。在進行改變至新安全鍵（14n)( 24n)時必需注意到 所有通道（1 2 )( 2 2 )的同步，以確保傳送出去的 PDU( 111)(211)能被正確地接收並解譯為PDU (21 r) (llr)。舉例而言，如果一個PDU(1U)係使用舊安全鍵
第13頁 571549 五、發明說明（ίο) (14k)來加密，且加密機制（24)使用該新安全鍵（24η)嚐試 去解譯所收到之PDU(21r)，那麼該PDU (21r)將被解譯為 無意義的資料，這種情形係肇因於分別供應至該PDU(llt) (21r)之舊安全鍵（14k)與新安全鍵（24η)之使用欠缺同 步。 顯然’在4弟一站台（2 0)傳送安全模式命令之前，只 有舊安全鍵（14k)(24k)被使用於所有的通道（12)(22);而 在該安全鍵更換程序完成之後，只有新安全鍵（14n)( 24n) 將被使用於所有的通道（1 2 ) ( 2 2 )。 為了確保雙方能順利完成安全鍵更換程序，該安全模 式命令提供一種所謂的啟用時間（1 7 r)( 2 71)以供每一個通 道（12)(22)之利用。該啟用時間u 7r)(27t)只是一個該 PDU(llr)(21t)之序號（5r)(6t)的值。當執行該安全模式 命令時，該第二站台（2 0 )便決定一啟用時間（2 71)至每一 個通道（22)之傳送緩衝區（22t)，各通道（22)中的啟用時 間（27t)並不需要全部相同，事實上，，在多數的情形中， 各各通道（22)中的啟用時間（27t)其實並不相同。該安全 模式命令由該第二站台（2 〇 )傳送至第一站台0 )以提該啟 用時間（271)予該第一站台（丨〇 )，使得該第一站台（1 〇 )所 屬每一通道（12)之接收緩衝區（i2r)中均對應產生一完全 相同於該該啟用時間（27t)之啟用時間（17r)。為響應該安 全模式命令，該第一站台（1 〇 )並決定一啟用時間（1 7 t )以 供輸至所屬各通道（1 2)之傳送緩衝區（1 21 )，隨後並傳送 一内含有該啟用時間（l7t)之安全模式完成訊息至該第二
第14頁 571549 五、發明說明（11) 立口 ）。该第二站台（2 0 )收到該安全模式完成訊息後即 於所屬各通道（2 2 )之接收緩衝區（2 2 r)中對應產生一完全 相同於该啟用時間（1 7 )之啟用時間（2 7 r)。 該安全模式命令及加密模式完成訊息的運作結果可稱 之為「安全模式重新配置」。以該第一站台（1 〇 )為例，其 通道（12)上所有具有該序號（5t)之pDU(1丨t)中，凡位在對 應該通道（12)之啟用時間（i7t)之前的PDU(1U)，係使用 一舊安全鍵（1 4 k)來加密，而在該啟用時間（丨71)或之後的 P D U (111)則係使用一新安全鍵（1 4 η )來加密。當該第二站 台（20)收到這些PDU( 111)之後，即利用該序號（βΓ)及該啟 用時間（27r)來決定是要使用舊安全鍵（24k)或新安全鍵 (2 4 η )對该P D U ( 2 1 r)進行解密。類似的傳送過程也發生在 違弟一站台（2 〇 )及所屬每一個通道（2 2 )之啟用時間 (2 7 t)。該安全模式命令使得該啟用時間（丨7 r)與（2 71^之 間取得同步，也使該啟用時間（17t)與（27r)之間取得同 步，進而使得該第二站台（20)及第一站台（1〇)都能夠知道 如何提供各自的新、舊安全鍵（24n) (24k)及（14η)
(14k)，以對所收到之PDU(21r)(llr)及待傳送之PDU (111)(2 11)分別進行解密及加密。藉此方式，乃能確保該 安全機制（14)與（24)兩者於同步。 為了配合該新安全鍵（1 4 η)( 2 4 η)的使用，在該通道 (12)(22)開始採用該新安全鍵（Ι4η)(24η)時（也就是在該 啟用時間（17r)(17t)與（27r)(27t)抵達之時），該通道 (12)(22)之傳送超框數（13r)(23r) (13t)(23t)將被清除為
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ο，並因而使得該安全計數器（14c)(24c)供至該通道 (12)(22)之值降為〇或接近〇。舉例來說，在一個通 超過其啟用時間（17t)之後，該通道（12)之傳送超框數 (>13t)。便設為〇，使得供至每一個被傳送之pDU(ii〇的安全 計數器（14c)之值因而接近〇。類似的情形也發生在進 收>一，超過該啟用時間（27r)之pDU(21r)的過程中，亦即 在該第二站台（20)清除該接收超框數（23r)時，該安全計 數器=4c)提供至該PDU(21r)之值即相應降低。 ° 田新通道（12)在該安全模式重新配置的期間内被 建立時有些通道（1 2)可能已經在使用該新安全鍵 (14n)，而其它通道（12)則仍在使用舊安全鍵（14k)。那些 正在使用新安全鍵（14n)之通道（12)之超框數（13r)(i3t) 之值為0或趨近於〇。而有些通道（12)因為尚未受到所對 ，之啟用時間（171〇(171：)(271〇(271：)的影響而仍在使用舊 安王鍵（14k)，以致於會有一個值相當高的超框數 。當指派該超框數（13r)(13t)至該新通道（12) 守σ玄第站台（1〇)掃瞄全部已建立之通道（12)，並擇定 最大之超框數（1 3 r )( 1 31)及將其值加1，然後再將該新 值賤*予该超框數（13r)(13t)以供應至該新通道（12)。該新 通遏（1 2 )將因而收到比〇大很多之超框數（1 3 r ) (1 31)，因 而構成一個非常接近該安全跨越值（14x)之安全計數器 (14c)。這將使該新安全鍵（14n)的存在時間變得相當的 短。 571549
五、發明說明（13) 【發明目的及概述】 鑑於前文所述，本發明之主要目的係在於提供一種方 法，藉以取得一安全計數器之值以供應於安全鍵更換期間 所建立之新通道所使用。
簡單地說，在本發明之較佳實施例中，係揭露一種為新 通道计异安全計數器起始值之方法以供一無線通信裝^之 利用'。該無線通信裝置具有一個第一安全鍵、一個第二安 全鍵、以及數個通道。每一個已建弇之通道並具有與其相 對應之一安全計數器且使用一安全鍵，且至少一個已建立 之通道係使用該第一安全鍵。新建之通道將使用該第二安 全鍵。而一第一組群將被用來求得一個第一值給新建的通 道使用，計算時第一組群僅考慮已經開始使用該第二安全 鍵之通道。此第一值至少等於該第一組群中之一特定值的 X個高階位元，以及使該第一值等於對應該新通道之安全 計數器之初始值的高階位元；如果該第一組群是空的，則 將該第一數值設為〇。 本發明之優點係在於藉由該安全計數器之值只考慮那 些使用该第二安全鍵之通道，使得該新通道不致於取得一
極高之安全計數器值，進而避免該安全鍵之存在時間被大 幅縮短。 【較佳實施例的詳細說明】 於隨後之說明中，|，站台"係可為行動電話，手持收發 斋，基地台，個人數位助理（PDA )，電腦，或其他任何
第17頁 五、發明說明（14) 需要無線數據交換之裝置。應可 — 用於實體層以影響無線傳輪， ：二：夕機構將可 可用於此後所揭示的系統。 彳7此寺貫體層機構係 請蒼考第二圖，第二圖係為 訊系統30之簡化的方塊圖。該無線通明，無線通 之無線通訊系統非常類似， 明 I、，，與習知技術 過去用來指派一安全呼激w 主要目的係在於改進 (42 ) (52 )之方法。進一步言之：1 4C)之值至一新通道 該無線通訊系統(3〇)包括一第 (州係建立多個通道(42) it;以;二台(4〇)係可建立-通道⑷)至該第二站 口 〇)以進订通訊。該第二站台（50)係 (40)之通道（42)對庫之诵、替_ ”弟 站 .^ ^ ^ 丁應之通逼（52)。該第一站（40))亦可釋 f+ ^ ^ ^ 冋日守，遠第二站台（50)亦可釋放 ίίί 該第—站台（4G)的每一通道⑷）係具有 二接收緩衝區（42r)以及一傳送緩衝區（42t)。相同地，該 、一'站。（50)之每一通道（52)係具有一接收緩衝區（52r) 相同地 二，二，送緩衝區（52t)。該接收緩;衝區（42r)係用以暫存 。亥等彳之第二站台（5〇)之中所接收到的協定資料單元pDUs (41 r) °該傳送緩衝區（42t)係用以暫存該些等待傳送至第 二站台（50)之協定資料單元PDUs (4Η)。一pDU(41t)係 沿著其通道（42)傳送到該第二站台（50)，其中pDu(411)係 被接收並被置入該對應通道（52)之接收緩衝區（52r)中。 一PDU ( 5 11)係沿著其通道（5 2)傳送到該第一站台
第18頁 571549 五、發明說明（15) (40)，其中PDU(51t)係被接收並被置入該對應通道（42)之 接收緩衝區（42r)中。每一個 PDU (41r)(41t)(51r)(51t) 係具有一 m位元序號（35r)(35t)(36r)(36t)，該等m位元序 號（351〇( 3 5 1:)( 3 61〇(361;)係代表該等？011(411〇(411；)(511〇 (51t)於其對應的緩衝區（42r)(42t)(52r)(52t)中之先後 順序。排在較後面之PDU (41r)(41t)(51r)(51t)係具有 較高之序號（35r)(35t)(36r)(36t)。當序號 (35r)(35t)(36r)(36t)具有m位元之固定不變位元長度 時’則當序號（35r)(35t)(36r)(36t)之數值超過時 2m- 1(即具有m位元長度之序號的最大值），該序號 (35r)(35t)(36r)(36t)之值將重置為零。該每一接收緩衝 區（42r)(52r)係具有一與其相對應之接收超框數 (receiving hyper-frame number ) HFNR (43r)(53r) 其中當偵測到該已接收之PDUs (41r)(51r)的序號 (35r)(36r)發生重置歸零之情形時，與之相對應的°接收 框數HFNR (43r)(53r)將增加1。因此，該對應的接收超 框數（43r)(53r)將作為該PDUs (41r)(51r)之序號 °
(3 5r)(36r)之延伸位元。相同地，該每一傳送緩衝b區 (42t)(52t)係具有一對應的傳送超框數（transmitting hyper-frame number )HFNt (43t)(53t)其中該傳送 數（43t)(53t)係可作為該每一個待傳送之pDU 之序號（35t)(36t)的延伸位元。該等超框 (43r)(43t)(53r)(53t)係由第一站台（4〇)和第二站台 負責提供及維護’並且只在雙方需同步時才對外傳送。_
第19頁 571549
般而言，序號（35t)(36t)係被載入於相對應之PDUs (4 11)( 5 11)而被一併傳送出去；但是，該超框數 (43r)(43t)(53r)(53t)並不隨PDUs(41t)(51t)傳送。 該第一站台（40)係具有一安全機制（44)，該安全機制 (44)係用以執行PDUs 41r和41t之加密/解密運算及訊幸 認證。該安全機制（44)並包括一具有η位元長度:安全^ 數器（44c)以及一第一安全鍵（44k)。一對應於該安全機制 (4 4 )之安全機制（5 4 )係設於該第二站台（5 〇 )上，其中該安 全機制（5 4)亦使用一具有n位元長度之安全計數器（5 4 c)以 及一第一安全鍵（54k)。一PDU(41t)係藉由該安全機制 (44)利用一不同的安全計數器（44c)以及該第一安全鍵 (4 4 k)之值而進行加密運算。為了能夠將接收到之 PDU(5 2r)正確地解密，該安全機制（54)必須利用一與安 全汁數裔（44c)相同之安全計數器（54c)以及與該第一安全 鍵（44k)相同之第一安全鍵（54k)。該等 PDU (41 r) (4 11) ( 5 1 r) ( 5 11)之訊息認證亦係利用同步化之 ，全計數器。該運用安全計數器之訊息認證機制與密碼運 异之機制相當近似。於隨後的討論中，我們將只考慮該等 用來作密碼運算之安全計數器（44c)(54c)。 當任何已建立之通道的安全計數器（44c)超過一預定 $跨越值（44x)時，該第一安全鍵（44k)(54k)係相應改 變。從使用一舊的第一安全鍵（44c)(54c)到使用一新的第 一女全鍵（44n)(54n)的過程中，可利用一安全模式命令來 促使該安全機制（44)與（54)於同步化。該安全計數器
571549 五、發明說明（17) 〜 (44c)(54c)可沿著該通道（42)(52)不斷地隨著相對應的每 一個PDU (41r)(41t)(51r)(51t)而改變。且該安全計數 ( 4 4 c ) ( 5 4 c )中位於低階位置的位元係由該 PDU(41r)(41t)之序號（35r)(35t)所供應，而其位於高階 位置的位元則由對應於該PDU (41 r)(411)之超框數（43r) (43t)來供應，亦即該安全計數器（44c)(54c)之構成係為 「超框數+序號」（超框數在前（高階）、序號在後（低 階））。相同的處理過程亦被該第二站台（5 〇 )之安全機制 (54)所利用’所以，該安全計數器（44c)之值固會隨著一 連串經由已建立之通道（42)送出之PDU(41t)而持續增加， 同樣地’該安全計數器（5 4 c )之值也會隨著一連串由該第 二站台（50)送出之PDU(51t)而遞增。不同通道（42)所使用 之安全計數器（44c)之範圍係可廣泛地變化。一般而言， 所有通道（42)不是使用第一安全鍵（44k)就是使用第二安 全鍵（44η)。 開始進行通訊之前，第一站台（4〇)係未建立通道（42) 至該第二站台（50)。為了建立一可與第二站台（50)進行通 信交談之通道（42)，首先，第一站台（40)可從第一站台 (40)之非揮性記憶裝置（46)之中取出一初始值（46s)並利 用該初始值（46s)產生預定要建立之通道（42)的傳送超框 數（43t)及接收超框數（43r)。該非揮性記憶裝置（46)係被 用以永久地儲存第一站台（40)之資料，其亦為利用一電氣 抹除可程式唯讀記憶體（EEPROM ) 、一SIM卡或類似物來 取代’以致於當第一站台（4〇)關閉時，該初始值（46s)將
第21頁 571549 五、發明說明（18) = 失。在理想狀況之下，該初始值（46s)之位元長 度應该寻於超框數（43t)(43r)之位元長度。於此情況下， «亥傳达超框數（4 31)及接收超框數（4 3 r)只要被設定等 :始值U6S)即可。然*，如果該超框數（43t)(43^係於具亥 位兀長度、與其相對應之起始值(46s)係具有χ位元長 f、以及X小於m的話，那麼，該起始值（46s)就被用來作 為该超框數（43t)(43r)的X個高階位元，至於該超框數 (43t)(43r)其餘的低階位元就直接設為〇。在藉由該初始 值（46s)產生超框數（43t)(43r)之後，第一站台㈠㈧可將 該初始值（46s)傳送至第二站台（5〇)，以致於第二站台 (50)可將對應該通道（52)之超框數（53r)(53t)設定等於超 框數（43丨）（431〇之初始值。藉由此一方式，該傳送超框數 (431)係可與相對應之接收超框數（5計）達到同步，且該傳 送超框數（53t)亦可與相對應之接收超框數（43r)達到同 v因為初始值（46s)係為一具有X位元長度之數值，並且 傳送，框數（43t)係被用來作為被傳送之pDU(41t)之安全 计數器（44c)的高階位元，所以，該初始值（46s)實際上係 作為具η位兀長度之安全計數器（44c)的高階位元（共有X 個）’其中η係等於該傳送超框數（43t)與序號（35t)之位元 長度的總和。相同的情況也發生在竑接收超框數（43r)與 相對應之安全計數器（4 4 c )，容不贅述。一安全鍵亦可被 指定，該新建立之通道（42)，例如第一安全鍵（44k)。該 第一安全鍵（44k)係於隨後被安全機制使用，而可用 於该新建立之通道（4 2 )之加/解密操作。
第22頁 571549 五、發明說明（19) 站台(50)建立—通J(52應該通道(42)而於第二 情況下，舍奢（））。在其它通逭（42)已經建立的 (40)係可指定—安全 ；二百先第一站台 忠入Μ技叮炎* 新的通逼（42)上。一般而言，該 二:：為ΐ他已建立之通道(42)目前所使用之安全 二以I: 全鍵（44k)。然❿，若安全模式命令被執 仃— 一文全鍵（44n)，則該新的通道（42)係被指定 一第二安全鍵。以下藉由一較佳實例來加以說明。 於隨後之說明中吾人假設該第一站台（4〇)係指定該新 的安全鍵（44η)至一新的通道（42)上。其次，第一站台 (4 0 )也必須指定超框數（4 3 r) ( 4 3 t)至新的通道（4 2 )上。亦 即，该第一站台（4 〇 )係在新通道（4 2 )建立時使用該新的安 全鍵（44η) ’並從所有通道（42)之中選擇最大的安全計數 器（44c)。該最大的安全計數器（44c)係可從一接收超框數 (43r)或一傳送超框數（43t)之中構成，並可被用以產生 新的通道（42)之超框數（43r)(43t)。基於簡化隨後的討 論，假設新的通道（42)之超框數（43r)(43t)之位元長度皆 為X位元’且所述之最大安全計數器（4 4 c)的X個高階位元 係被複製於一暫存區而成為一第一數值（45)。舉例而言， 假如該新的通道（42)之超框數（43r )(43t)之位元長度皆為 2 0位元，則最大安全計數器（4 4 c )(係配合該新的安全鐽 44η )中的X個高階位元MSB20係被用來作為該第一值 (4 5 )。隨後’假如該第一值（4 5 )小於2 X -1的話，該第一值
571549 五、發明說明（20) (4 5 )係被增加，以便能夠保證將不致於發生框號重置為〇 (換言之，發生溢流）。然後，該第一值（4 5 )係被複製於 新通道（42)的接收超框數（43r)及傳送超框數（43t)之中。 值得注意的是’假如在新通道（4 2)建立之同時沒有其他建 立的通道（42)正在使用該新的安全鍵（44η)的話，則該新 的通道（4 2 )之超框數（4 3 r ) (4 31)只要設定為〇即可。換言 之’該第一值（4 5 )係被賦予一值為〇之預設值，該預設值 係可變成該等超框數（4 3 r) ( 4 3 t)之數值。 值得注意的是’在上述過程中，設定一初始值之高階 位元給該新通道（42)之安全計數器（44c)，事實上係根據 使用相同安全鍵（44c)之其它已建立之通道（42)所屬安全 計數器（44c)之高階位元而定。實際上，一組群（48)係由 數個兀件（48e)所構成，且每一個元件（48e)係為一安全計 數器（44c)以供對應一利用新安全鍵（44n)之通道（42)中之 接收緩衝區（42r)或傳送緩衝區（42t)。且每一個與新安全 鍵（4 4 η)配a之女全汁數器（4 4 c )係藉由該組群（4 8 )中之一 了來福代徂表。因此，每—個使用新安全鍵(44n)之通 ; 件(48e)至該組群(48)。該組群⑷） 數⑷二立；隨後由該通道(42)之超框 用來作為該新通道（42)之增一個量（例如加D後再 之決=道⑷;之超框數(·)(43〇 ’、4通這（4 2 )係正好於一安全模式
571549 五、發明說明（21) 重新配置之後或之過程中被建立。一開始，多個通道（4 2 ) 係被建立’其中該每一通道（4 2 )係使用該第一安全鍵 (44k)。一安全模式命令係於隨後被實施用以更換安全 鍵，該安全鍵更換程序係終止於每一接收緩衝區（42r)之 一接收啟用時間（4 9 r )以及每一傳送緩衝區（4 21)之一傳送 啟用時間（4 91)。在接收到該安全模式命令之後，當各個 PDU(41r)(41t)之序號（35r)(35t)超過其所對應之緩衝區 (42r)(42t)中的啟用時間（49r)(49t)時，與之相對應之超 框數（4 3 r )( 4 31)係被清除為〇，並且該新的第二安全鍵 (44η)係於隨後被應用於PDUs(41r)(41t)。舉例而言，可 考慮一傳送緩衝區（42t)中具有一串pDUs (41t)，並進一 步假定該串PDUs(411)中的每一個pDu之序號（35t)之值係 為18、19、20 · · · 34、35(亦即該傳送緩衝區（42t)中之 序號範圍為18至35)。然後再假設該傳送緩衝區（42t)具有 一值為1 6 8之傳送超框數（4 31)以及一值為3 〇之啟用時間 (49t)。在接收到該安全模式命令之後，該序號（35t)之值 為18到29的每一個pDU(411)係利用第一安全鍵（44k)以及 安全计數為（4 4 c)而被傳送，其中安全計數器（4 4 c)之高階 位το係取自於該傳送超框數（43t)之值"168"。然而，序 號（35t)之值為3〇到35的每一個PDU(41t)係利用第二安全 鍵（4 4 η)以及安全計數器（4 4 c)而被傳送，其中安全計數器 (44c)之南階位元係取自於該傳送超框數（43ΐ)之新值 ’ on、° 建立一新的通道（42)時，該新的第二安全鍵（Un) 係被指定至該新的通道（42)。隨後，該第一站台（4〇)係考
li»Ii
第25頁 571549 五、發明說明（22) 慮該已經達到或超出對應該啟用時間（4 9 r) (4 g t)的每一緩 衝區（4 2 r )( 4 21 )，亦即在該新通道建立之同時正在使用該 新的第二安全鍵（44η)之通道（42)。此等緩衝區 (4 2 r ) ( 4 21)之最大的安全計數器（4 4 c)係於隨後藉由先前 所描述之方式被使用，以產生該新通道（42)之超框數 (43r)(43t)。再一次地，假如沒有此等緩衝區（4訏）（42士） 存在的話，該新通道（42)之超框數（43r)(43t)只要被設定 至一預設值即可，例如〇。值得注意的是，在尚未達到或 超出該啟用時間（49r)(49t)之情況下，沒有任何對應該緩 衝區（42r)(42t)之安全計數器（4杬）會被考慮。如=了將 可避免該超框數（4 3 r)(4 31)錯用起始值的情形。藉此方 式，新的第二安全鍵（44η)之存在時間將不致於因為超框 數（43r)(43t)之初始值太高而被提早結束。如先前所述， 先前有關本發明方法之描述可被視為係一組包含所有安全 汁數器（4 4 c )(如元件4 8 e )之組群元件的解析，其中在新 通道（4 2 )開始建立之同時，該等安全計數器（4 4 c)係結合 新的第二安全鍵（44η)。該組群（48)中之最大值元件（48e) 的高階位元係針對新通道（4 2 )之X個位元超框數 (4 3 r)(4 31)而被取出、增加及被使用，且針對該新通道 (4 2 )、之女全δ十數态（4 4 c)之初始值並因此提供作為該超框 數（4 3 r) (4 31)之高階位元。 ，
I 對照於習知技術，當指派一個安全計數器之初始值至 一使用該第二安全鍵之新通道時，本發明只考慮該安全計 數為之值結合於該第二安全鍵。因此，該結合第一安全鍵
571549 五、發明說明（23) 之安全計數器並未影響新通道之新安全計數器的值運算， 並因此不致於使該第二安全鍵之存在時間過度縮短。 . 綜上所述，當知本發明具有產業上之利用性及進步 ^ 性，而且在同類產品中均未見有類似之產品或發表而具有 ： 新穎性，故已符合發明專利之申請要件。唯以上所述者， 僅為本發明之一較佳實施例而已，當不能以之限定本發明 實施之範圍，即大凡依本發明申請專利範圍所作之均等變 化與修飾，皆應仍屬本發明專利涵蓋之範圍内。 馨
第27頁 571549 圖式簡單說明 【圖式說明】 第一圖，係習用無線通信系統之簡易方塊圖。 第二圖，係利用本發明之無線通信系統的簡易方塊圖 【圖號說明】 (10)第一站台 (1 1t ) PDU (1 2 r )接收緩衝區 (1 3 r )接收超框數 (1 4 )安全機制 (1 4 k )安全鍵 (14χ)安全跨越值 (16s)起鉛值 (1 7 t )啟用時間 (5 t )序號 (2 1r ) PDU (2 2 )通道 (2 2 t )傳送緩衝區 (2 3 t )傳送超框數 (2 4 c )安全計數器 (2 4 η )新安全鍵 (2 7 t )啟用時間 (6 t )序號 (4 0 )第一站台 (1 1r ) PDU (1 2 )通道 (1 2 t )傳送緩衝區 (1 3 t )傳送超框數 (1 4 c )安全計數器 (1 4 η )新安全鍵 (1 6 )非揮發性記憶體 (1 7 r )啟用時間 (5 r )序號 (20)第二站台 (2 1t ) PDU (2 2 r )接收緩衝區 (2 3 r )接收超框數 (2 4 )安全機制 (2 4 k )安全鍵 (2 7 r )啟用時間 (6 r )序號
(4 1r ) PDU m
第28頁 571549 圖式簡單說明 (4 1t ) PDU (4 2 r )接收緩衝區 (4 3 r )接收超框數 (4 4 )安全機制 (4 4 k )安全鍵 (44x)安全跨越值 (4 6 )非揮發性記憶體 (4 8 )組群 (4 9 r )啟用時間 (3 5 r )序號 (5 0 )第二站台 (1t ) PDU (5 2 r )接收緩衝區 (5 3 r )接收超框數 (5 4 )安全機制 (5 4 k )安全鍵 (5 9 r )啟用時間 (3 6 r )序號 (3 0 )無線通訊系統 (4 2 )通道 (4 2 t )傳送緩衝區 (4 3 t )傳送超框數 (4 4 c )安全計數器 (4 4 η )新安全鍵 (4 5 )第一數值 (4 6 s )起銘值 (4 8 e )元件 (4 9 t )啟用時間 (3 5 t )序號 (5 1r ) PDU (5 2 )通道 (5 2.ΐ )傳送緩衝區 I (5 3 t )傳送超框數 (5 4 c )安全計數器 (5 4n)新安全鍵 (5 9 t )啟用時間 (3 6 t )序號
第29頁

Claims (1)

  1. 571549 六、申請專利範圍 ^ 1 · 一種為新通道計算安全計數器初始值之方法，係供運用 於一無線通信裝置，該無線通信裝置係包括： 一第一安全鍵； 一第二安全鍵；以及 多個已建立之通道，每一個已建立通道各具有一盥豆 對應之安全計數器且使用一安全鍵，苴中 加/、八 八丫主少一個已逮 立之通道係使用該第一安全鍵； 该方法係包括： 指派該第二安全鍵至該新通道； 利用一第一組群以取得一第一數值，該第一* ^ 用該第二安全鍵之已建立之通道所對應之安全，，，由使 構成.，且該第—數值係至少等於該第一組群中^ j= 值的X個高階位元（MSBx，most significant bit特疋 及使該第一值等於對應該新通道之安全計數1 S、，以 的高階位元； w始值 如果該第一組群是空的，則將該第一數值設為一筐一預 設值。 …、一吊一 一預設值 一數值係 一數值係 方法，係 2 ·如申凊專利範圍第1項所述之方法’其中該第 係為0。 3·如申請專利範圍第2項所述之方法，其中該第 至少等於該第一組群中之最大值的高階位元。 4 ·如申請專利範圍第3項所述之方法，其中該第 較大於該第一組群中之最Λ值的高階位元。 5· —種可將安全計數器之初始值供應至新通道之
    571549 六、申請專利範圍 供運用於一無線通信裝置’該方法係包括： 至少建立-第-通道，每一個第一通道使用— 安全鍵’且具有與其相射應之安全計數哭. 進行女全模式重新配置（security m⑽e reconfiguartion)，以根據每一個第一通、首 。“ime) ’ 將每一個第一通道 鍵從該第一安全鍵改變為一第-安全鍵·用之女全 全鍵的利用下，係可改變對應該第一通道 弟一女 數值； 文王叶數器的 建立一可利用該第二安全鍵之第二通道； 利用一第一組群以取得一第一數值，該第二組 用該第二安全鍵之已建立之通道/ 使 構成，且該第-數娜少等於 值的X個高階位元，以及 特疋 使邊第一值等於對應該新通道之 高階位元； 1双卯夂初始值的 設Ξ果該第一組群是空的，則將該第一數值設為一第一預 «> 6括請專利範圍第5項所述之方法，其中該第-組群包 該^…所有第一通道之安全計數器，且該第一通道係在 7Λ弟一通道剛開始建立之時利用該第二安全鍵。 8· Γ Ϊ請專利範圍第6項所述之方法，其中該預設值為0。 小0申請專利範圍第5項所述之方法，其中該第一數 ν等於該第一組群中之最大值的高階位元。
    第31頁 571549 六、申請專利範圍 9.如申請專利範圍第8項所述之方法，其中該第一數值係 較大於該第一組群中之最大值的高階位元。
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