JP2011010291A - 認証および安全なデータ転送のためのセッション鍵の生成 - Google Patents

Abstract

【課題】第１の通信パートナーおよび第２の通信パートナーに知られたセッション鍵を、前記第１の通信パートナーのために、第１の通信パートナーおよび第２の通信パートナーによって決定され得る秘密情報から生成するための装置を、サイドチャンネル攻撃から保護する。
【解決手段】乱数（ｒ_P；ｒ_T）を得るための手段２２と、前記乱数（ｒ_P；ｒ_T）の少なくとも１つの部分と秘密情報（ｋ_IV）の一部との連結を用いて、セッション鍵（ｋ₀）を計算するための手段２４と、前記セッション鍵（ｋ₀）を第２の通信パートナーとの通信のために用いるための手段２８とを備える。
【選択図】図２Ａ

Description

本発明の各実施形態は、典型的には、２つの各通信パートナー間の安全な相互認証、およびそれに続く安全なデータ転送のために用いられ得るセッション鍵の生成に関する。

対称暗号法における、２つの各通信パートナー間、例えば、読取装置および非接触型データカードの形をした２つの各ユーザ端末間の安全な相互認証は、例えば、いわゆるチャレンジ・レスポンス法（例えば、二方向または三方向のチャレンジ・レスポンス法など）を用いて行われ得る。

チャレンジ・レスポンス法は、通信パートナーを、知識に基づいて認証する方法である。一方の通信パートナーが、チャレンジを提示し、他方の通信パートナーは、このチャレンジを解決して（レスポンス）、特定の情報の知識を証明する必要がある。

この種の方法は、概して、サイドチャンネル攻撃、例えば、ＤＰＡ（differential power analysis：差分パワー解析）、ＥＭＡ（electro-magnetic analysis：電磁気解析）などの影響を受けやすい。

これは、アタッカーが、基本的に、２つの各端末のうちの一方の端末の秘密鍵を再現することができることを意味しており、アタッカーが、基本的に、例えば、各通信パートナー間で繰り返し行われた認証の試みにおける現状の各プロファイル（ＥＭ放射の各プロファイル）を記録することによって、当該端末のクローンを、比較的手間をかけずに作成できることを意味している。

認証の基になる、例えばブロック暗号化といった暗号化を保護するためのハードウェア手段は、比較的高価である。

従って、本発明の目的は、従来の保護手段よりも改善された、サイドチャンネル攻撃に対抗する原理を提供することにある。

上記目的は、請求項１の特徴を有する装置、請求項２１に係る方法、および請求項２７に係るコンピュータプログラムによって、達成される。

本発明の各実施形態は、プロトコルに基づいた方法を用いることに基づいている。このプロトコルに基づいた方法は、サイドチャンネル攻撃から保護されていないので、安価である暗号化の実装を用いることを可能にするものである。

複数の各実施形態によって、サイドチャンネル攻撃に対して安全な、いわゆる「セッション鍵」を導出することが可能になる。上記導出は、ユーザ端末のうちの一方の端末の個々の「ルート鍵」から、１つのセッションに固有の１度きりの使い捨て鍵（セッション鍵）が導出され、認証を行うと共に、後に続く２つの各通信パートナー間のデータ転送を確実に行うことが可能であることを意味している。

このようなセッション鍵の導出は、各乱数を利用することに基づいている。これらの各乱数は、複数の各実施形態によれば、２つの各通信パートナー間において交換されることが可能である。第三者、いわゆる信頼できる第三者機関が、上記各乱数を提供することも、想定可能である。

以下に、本発明の各実施形態を、添付の各図面を参照しながら、詳細に説明する。
本発明の一実施形態に係る暗号化プロトコルを示す概略的な図である。 本発明の一実施形態に係るセッション鍵を生成するための装置を示すブロック図である。 本発明の他の実施形態に係るセッション鍵を生成するための装置を示すブロック図である。 本発明のさらに他の一実施形態に係るセッション鍵の装置を示すブロック図である。 本発明の一実施形態に係るセッション鍵を生成する方法を示すフローチャートである。 本発明の一実施形態に係る認証プロトコルの流れを示す図である。 本発明の第１の実施形態に係る、セッション鍵の生成および相互認証を詳細に示す一方の図である。 本発明の第１の実施形態に係る、セッション鍵の生成および相互認証を詳細に示す他方の図である。 本発明の他の一実施形態に係る、セッション鍵の生成および相互認証を詳細に示す一方の図である。 本発明の他の一実施形態に係る、セッション鍵の生成および相互認証を詳細に示す他方の図である。 本発明の一実施形態に係るデータ交換プロトコルの概観を示す図である。 本発明の一実施形態に係る、セッション鍵から導出された、２つの各通信パートナー間のデータ転送用の鍵の計算を示すブロック図である。 伝送されるデータフレームを示す概略的なブロック図である。 本発明の一実施形態に係る、メッセージを認証するためのチェック部の生成を示す概略的なブロック図である。 本発明の一実施形態に係る、連続メッセージを認証するための連続チェック部の生成を示す概略的なブロック図である。 暗号化されたデータフレームを示す概略的なブロック図である。 本発明の一実施形態に係る、伝送されるデータフレームを暗号化することを示す概略的なブロック図である。 本発明の一実施形態に係る、連続的に伝送される各データフレームを暗号化することを示す概略的なブロック図である。 本発明の一実施形態に係る、受信されたデータフレームを暗号復号化することを示す概略的なブロック図である。 本発明の一実施形態に係る、自律的かつ非線形のフィードバックシフトレジスタを示す概略的なブロック図である。 本発明の一実施形態に係る、結合を含む、非線形フィードバックシフトレジスタを示す概略的な図である。

本発明の各実施形態は、２つの各通信パートナーの安全な相互認証を可能にする。これら２つの各通信パートナーを、以下では、端末または読取装置Ｔ、および非接触チップカードＰ（proximity integrated circuit card, PICC：近接型ＩＣカード）と呼ぶが、これによって一般性が制限されるものではない。概して、これら２つの各通信パートナーが互いに異なる各構成を有していること、例えば、サーバ構成とクライアント構成とを有することも、当然、想定可能である。

近接型カードは、一般に、読取装置、例えば支払い用の読取装置に極めて近接して用いられる。受動型のチップカード、特に、受動型のＲＦＩＤ（radio frequency identification：無線ＩＣ）チップカードが用いられ得る。このチップカードは、そのエネルギーを読取装置から受け取る。この種の近接型カードは、典型的には、１２５ｋＨｚまたは１３．５６ＭＨｚの周波数において動作することが可能である。

さらに、本発明の各実施形態は、認証後に、２つの各通信パートナーであるＴとＰとの間で交換されたメッセージの完全性保護を確保する。交換されたメッセージ自体の保護、つまりプライバシー保護も可能である。従って、通信パートナーは、一実施形態に係る相互認証の後、完全性保護を含むデータ転送モード、または、プライバシー保護を含むデータ転送モードに同意することが可能である。ここでは、共通の秘密情報が、第１の通信パートナーと第２の通信パートナーとの両方によって決定されることが必要条件である。これは、いわゆる秘密鍵暗号と同様である。

図１は、本発明の一実施形態に係る通信プロトコルの暗号部を示す概略的な図である。前記プロトコルの暗号部は、２つの部分、すなわち認証１０と、後に続くデータ転送１２とから構成される。

認証１０の間に、２つの通信パートナーＰおよび通信パートナーＴは、互いに認証し合う。複数の各実施形態によれば、これは、三方向のチャレンジ・レスポンスプロトコルを用いて行われ得る。認証１０の結果は、それぞれ他方の通信パートナーの承諾または拒絶である。承諾の場合、共通の一時秘密の認証１０によって、共通の一時秘密、いわゆるセッション鍵ｋ₀と、場合によっては後に続くデータ転送１２に必要とされるさらなる情報とがもたらされる。

認証１０が成功した後、第１の通信パートナーＰは、そのメモリの一部を、第２の通信パートナーＴによるアクセスのために解除することが可能である。従って、第２の通信パートナーＴは、対応するアクセス権を所有している所定のデータブロックを読み出す、および／または、書き込むことが可能である。

従って、Ｐは、Ｐの不揮発性メモリ（ＮＶＭ）から読み出すこと、および、Ｐの不揮発性メモリ（ＮＶＭ）に書き込むことが可能である。このためのコマンドは、第２の通信パートナーＴからのものである。これは特に、第１の通信パートナーＰが非接触型チップカードであり、第２の通信パートナーＴが読取装置である各実施形態に適用される。

複数の各実施形態によれば、データ転送１２を確実に行うために、２つの各手段、すなわち、
−ＭＡＣ（message authentication code：メッセージ認証コード）モードと呼ばれるデータ完全性保護機構と、
−暗号化モードと呼ばれるプライバシー保護機構と、が存在している。

複数の各実施形態によれば、これらの各保護モードのうちの１つのモードだけを、所定の時間において、２つの通信パートナーであるＰと通信パートナーＴとの間のデータ転送１２のために用いてよい。データ転送１２の保護は、その前の認証中に決定されたセッション鍵ｋ₀によって認証１０と結び付けられている。

・完全性保護の場合、複数の各実施形態によれば、セッション鍵ｋ₀は、いわゆるメッセージ認証コード（ＭＡＣ）、すなわち送信されたメッセージを認証するためのチェック部を生成するための基本鍵として用いられる。

・プライバシー保護の場合、セッション鍵ｋ₀は、伝送されたデータパッケージを暗号化するための基本鍵として用いられる。

本発明の原理の概要を、図１を用いて説明した後、本発明の各実施形態を、他の図面を用いて、より詳細に説明する。

図２Ａは、第１の通信パートナーおよび第２の通信パートナーに知られたセッション鍵ｋ₀を、第１の通信パートナーのために、第１の通信パートナーおよび第２の通信パートナーによって決定され得る秘密情報ｋ_IVから生成する装置２０を示す概略的な図である。ここで、装置２０は、第１の通信パートナーに関連付けられている。ここで注目される２つの通信パートナーＰおよび通信パートナーＴのうちのどちらが、第１の通信パートナーおよび第２の通信パートナーと呼ばれるかは、重要でない。

装置２０は、乱数ｒを得るための手段２２を含む。乱数ｒの少なくとも１つの部分ｒ_Pまたは部分ｒ_Tが、手段２４に供給され得る。手段２４は、乱数の少なくとも１つの部分と秘密情報ｋ_IVの一部との連結を用いて、セッション鍵ｋ₀を計算するための手段である。秘密情報ｋ_IVを得るために、手段２６が設けられている。

その後、計算されたセッション鍵ｋ₀は、第２の通信パートナー（図示されていない）と通信するための手段２８によって用いられる。第２の通信パートナーとの通信のために、入力部２９ａおよび出力部２９ｂを有するインターフェース２９が設けられている。

セッション鍵ｋ₀を生成するための装置２０がどちらの通信パートナー上で用いられているかに応じて、装置２０の個々のブロックまたは手段に、異なる要件が生じ得る。装置２０は、複数の各実施形態のように、典型的に近接型カードＰ内で用いられる場合、ＰとＴとの間の安全な認証および安全なデータ転送を確保するために、異なるリソースが提供される。図２Ｂには、近接型カードＰ内に組み込まれた装置２０のブロック図が示されている。

本実施形態によれば、秘密情報ｋ_IVを得るための手段２６は、第１の通信パートナー、すなわち典型的には近接型カードＰの、チップ独自の識別ＩＶを提供し、前記識別ＩＶから秘密情報ｋ_IVを導出するように構成されている。これは、製造者固有の方法で行われてよい。

複数の各実施形態によれば、乱数を得るための手段２２は、ハードウェアモジュールとしての暗号化乱数生成器ＲＮＧを含む。この暗号化乱数生成器ＲＮＧによって、乱数ｒの少なくとも１つの部分ｒ_Pを生成することが可能である。

一実施形態によれば、セッション鍵ｋ₀を計算するための手段２４は、暗号化および／または暗号復号化のためのハードウェアモジュールを含む。これは、ブロック暗号化、特にＡＥＳ（Advanced Encryption Standard：新暗号規格）に基づくブロック暗号化であってよい。乱数の少なくとも１つの部分ｒ_Pと秘密情報ｋ_IVの一部との連結は、非接触チップカードＰの側において、ハードウェアモジュールＮＬＭによって行われてよい。一実施形態に係る連結は、非線形連結または非線形写像（ＮＬＭ）であってよい。

一般に、読取装置Ｔは、攻撃から保護された環境内に配置されていると想定され得る。従って、安全性に関連する要件が、読取装置のハードウェア実装に課せられることは、ほとんどない。概略的な装備を考慮すると、読取装置Ｔの側に組み込まれたセッション鍵ｋ₀を生成するための装置２０は、チップカードＰの側に含まれるセッション鍵ｋ₀を生成するための装置２０と違いはない。複数の各実施形態によれば、秘密情報ｋ_IVは、読取装置Ｔの側でのみ、異なる方法で得られる。これが、手段２６に関して、各通信パートナー間で基本的相違が存在する理由である。これについては、図２Ｃに示されている。

読取装置Ｔの側において、秘密情報ｋ_IVを得るための手段は、秘密情報ｋ_IVを、チップカードＰの装置固有の識別ＩＶと一般鍵ｋ_Mとに基づいて得るように構成されていてよい。従って、一般鍵ｋ_Mおよび装置固有の識別ＩＶが、鍵導出関数ＫＤに供給されることによって、ｋ_IVが決定される。

本発明に係るセッション鍵を生成するための方法の一実施形態についてより詳細に論じる前に、図３を参照しながら、方法ステップの大まかな概要を説明する。

本概要では、個々の方法ステップは、２つの各通信パートナーのそれぞれによって行われてよい。しかしながら、これらの各方法ステップは、２つの各通信パートナーに別々に分配されてもよい。最終的に、信頼できる第三者機関がこれらの各方法ステップを行うことも想定可能である。

第１のステップ３２では、乱数ｒ、または乱数ｒの１つの部分を得る。第２のステップ３４では、乱数の少なくとも１つの部分と秘密情報ｋ_IVの一部との連結を用いて、セッション鍵ｋ₀を計算する。次に、第３のステップ３６では、計算されたセッション鍵ｋ₀を、２つの各通信パートナーであるＰとＴとの間の通信のために用いる。

より詳細な説明のために、以下の数学的表記を用いる。

２つの表記ｘおよび表記ｙの数学的等式は、
ｘ＝ｙ， （１）
によって表され、
ここで、値ｘを変数ｙに割当てることは、
ｙ：＝ｘ． （２）
によって表される。

２つの２進数ｘおよび２進数ｙの連結ｚは、
ｚ：＝ｘ||ｙ． （３）
である。

２つの２進数ｘおよび２進数ｙの、さらなるモジュロ２またはビットワイズの排他的論理和は、
ｚ：＝ｘ ＸＯＲ ｙ （４）
として記載される。

２^yビット鍵ｋを用いた、２^xビットデータブロックｍの暗号化は、次のように表される。

ｃ：＝ＡＥＳ（鍵＝ｋ，ｍ） （５）
ここで、本発明の実施形態は、ブロック暗号化、特にＡＥＳ規格に従った暗号化を提供する。同様に、暗号復号化は、
ｍ：＝ＡＥＳ^-1（鍵＝ｋ，ｃ） （６）
によって表される。

この暗号復号化は、ＡＥＳ規格に従ったブロック暗号復号化であってよい。

本発明の一実施形態に係る、２つの通信パートナーＰおよび通信パートナーＴのセッション鍵ｋ₀の生成および相互認証のフローチャートが、図４のフロー図／シーケンス図に示されている。

次に、第１の通信パートナーＰおよび第２の通信パートナーＴの側で行われる全ての各ステップに関して、個々のステップを実行する順番を考慮して、詳細に説明する。図４に示される実施形態では、個々のステップを説明する順番が重要である。ここで、これらのステップをそれぞれ、Ｐ０，Ｐ１，...，Ｐｎ、およびＴ０，Ｔ１，...，Ｔｎと呼ぶ。Ｐは第１の通信パートナーを示し、Ｔは第２の通信パートナーを示し、指数ｎは時間的順序を指す。同時に行うことが可能なステップ、または実装を容易にするために交換可能なステップは、明確に強調される。図解を簡素にするために、全てのステップに名前を付す。

Ｐ１：第１の通信パートナーＰの側での乱数の生成
一実施形態によれば、オンチップ乱数生成器ＲＮＧが、２つの乱数ｒ_Pおよび乱数Ｒ_Pの生成を開始してよい。Ｒ_Pは、複数の各実施形態によれば、１２８ビットの幅を有していてよく、いわゆる「チャレンジ」として第２の通信パートナーに送信され得る。一実施形態によれば、ｒ_Pは、３２ビットの幅を有しており、セッション鍵ｋ₀を計算するために用いられ得る。Ｒ_Pおよびｒ_Pは、独立して、かつ、均等に分布されたランダムビットを含む２進数であると想定される。一実施形態によれば、乱数を得るための手段２２は、前記乱数の少なくとも第１の部分を、ランダムにまたは擬似ランダムに決定するように構成されている。

Ｐ２：第１の通信パートナーＰから第２の通信パートナーＴへの第１のメッセージ
複数の各実施形態によれば、第１の通信パートナーＰは、その装置識別ＩＶと、Ｐ側のセッション鍵乱数値ｒ_Pと、Ｐ側のランダムチャレンジＲ_Pとを連結させて、第１のメッセージＭ₁を形成する。第１のメッセージＭ₁は、第２の通信パートナーＴに転送される。

Ｍ₁：＝ＩＶ||ｒ_P||Ｒ_P． （１１）
これは、乱数ｒ_Pおよび乱数Ｒ_Pを受信した後、ｒ_Pが、Ｒ_Pおよび装置固有の識別ＩＶと共に、第２の通信パートナーＴまで転送されることを意味している。

Ｐ３：第１の通信パートナーＰ側における秘密情報ｋ_IVの決定
秘密情報ｋ_IVは、秘密情報ｋ_IVを攻撃から保護する製造者固有の手段によって、Ｐの側において得ることが可能である。

Ｔ４：第２の通信パートナーＴの側における乱数の生成
第２の通信パートナーＴ側の、乱数を得るための手段２２または乱数生成器ＲＮＧを始動させて、２つの乱数ｒ_Tおよび乱数Ｒ_Tを得ることが可能である。従って、複数の各実施形態によれば、Ｒ_Tは、１２８ビットの幅を有し、第１の通信パートナーＰに伝送される「チャレンジ」として機能することが可能である。ｒ_Tは、複数の各実施形態によれば、３２ビットの幅を有し、セッション鍵ｋ₀を計算するために用いられ得る。Ｒ_Tおよびｒ_Tの両方は、独立して、かつ、均一に分布されたランダムビットを含む。

Ｔ５：第２の通信パートナーＴの側における秘密情報ｋ_IVの決定
第１の通信パートナーＰの第１のメッセージＭ₁を受信した（ステップＰ２）後、第２の通信パートナーＴは、鍵導出関数ＫＤによって得られた、例えば一般鍵ｋ_Mと装置固有の識別ＩＶとから、秘密情報、すなわち第１の通信パートナーの個々の秘密鍵ｋ_IVを導出する。

ｋ_IV：＝ＫＤ（ｋ_M，ＩＶ） （１４）
鍵導出関数ＫＤの定義は、製造者に特有であってよく、このため、本発明に係るプロトコルには何の影響も与えない。従って、読取装置Ｔの側では、秘密情報ｋ_IVは、一般鍵ｋ_MとチップカードＰの転送された装置固有の識別ＩＶとに基づいて、鍵導出関数ＫＤによって決定される。

Ｔ６：第２の通信パートナーＴの側におけるセッション鍵ｋ₀の計算
セッション鍵ｋ₀は、前記乱数の少なくとも一部と秘密情報ｋ_IVの一部との連結ＳＫを用いて計算される。従って、ｘ＝（ｘ₀，ｘ₁，...，ｘ₁₂₇）∈ＧＦ（２）¹²⁸、および、ｙ＝（ｙ₀，ｘ₁，...，ｙ₃₁）∈ＧＦ（２）³²である。ＧＦ（２）ⁿは、ガロア体、すなわち加法、減法、乗法、および除法の基本計算が規定される２ⁿ個の要素の有限数を有する量を示す。このため、次の関数
ＥＸＴ：ＧＦ（２）¹²⁸→ＧＦ（２）³² （１５）
は、概して、１２８ビット値から任意の３２ビットを抽出することを意味している。複数の各実施形態によれば、３２個の最下位ビットが、抽出される。しかし、次の関数
ＰＡＤ：ＧＦ（２）³²→ＧＦ（２）¹²⁸ （１６）
は、概して、３２ビット値をパディングして、１２８ビット値を形成することを示している。これは、ＰＡＤがビットパディングルールを指すことを意味している。複数の各実施形態によれば、３２ビット値を各ゼロの値によってパディングして１２８ビット値を形成する。

一実施形態によれば、第２の通信パートナーＴは、ｋ₀＝ＳＫ（ｋ_IV，ｒ_P，ｒ_T）に従って、共通かつ一意のセッション鍵ｋ₀を計算する。従って、ＳＫは、セッション鍵計算関数の形をした、ｋ_IVと乱数ｒの少なくとも１つの部分（ｒ_P，ｒ_T）との連結を意味している。一実施形態によれば、セッション鍵は、次のように計算される。

ＳＫ：
ｋ_P：＝ＮＬＭ（ＥＸＴ（ｋ_IV），ｒ_P）， （１７）
ｋ'：＝ＡＥＳ（鍵＝ＰＡＤ（ｋ_P），ｋ_IV） （１８）
ｋ₀：＝ＡＥＳ（鍵＝ＰＡＤ（ｒ_T），ｋ'） （１９）
これは、第１のサブステップ（方程式１７）において、３２ビットの秘密情報ｋ_IVと３２ビットの乱数値ｒ_Pとの非線形写像または連結が、ｋ_P：＝ＮＬＭ（ＥＸＴ（ｋ_IV），ｒ_P）に従って、形成され得ることを意味している。ここでは、
ＮＬＭ：ＧＦ（２）³²ｘＧＦ（２）³²→ＧＦ（２）³²，
ｚ＝ＮＬＭ（ｘ，ｙ） （２０）
が適用される。これは、複数の各実施形態によれば、セッション鍵ｋ₀を計算するための手段２４が、乱数の少なくとも１つの部分ｒ_Pと秘密情報ｋ_IVの一部分ＥＸＴ（ｋ_IV）との非線形連結ＮＬＭを用いて、セッション鍵を計算するように構成されていることを意味している。

非線形連結ＮＬＭの１つの目的は、チップ独自の秘密ｋ_IVと公的にアクセス可能な乱数ｒ_Pとを連結し、サイドチャンネル攻撃またはＤＰＡ攻撃によって、ｋ_IVに関する情報を得られないようにすることである。複数の各実施形態によれば、１２８ビットの秘密ｋ_IVおよび３２ビットのランダム変数ｒ_Pを組み合わせてランダムな３２ビットのセッション鍵のプリカーサー（中間）値ｋ_Pを形成する。

その後、このプリカーサー値ｋ_Pに基づいて、最終的なセッション鍵ｋ₀を決定することが可能である。正式には、この非線形連結は、方程式（２０）に従って規定され得る。複数の各実施形態に係るｋ_Pがセッション鍵ｋ₀の唯一のランダム基盤であるので、ここに記載する実施例によれば、最大２³²の異なるセッション鍵を生成することが可能である。従って、３２ビットのｋ_IVだけを、非線形連結ＮＬＭへの入力として用いることで十分である。当然ながら、例えば、１６、６４、１２８といった、他の任意のビット数を用いてもよい。

非線形連結ＮＬＭの高性能の実装として、非線形フィードバックシフトレジスタ（ＮＬＦＳＲ）を用いてもよい。非線形フィードバックシフトレジスタの特徴は、非線形フィードバックシフトレジスタが、ゼロ状態、すなわち全てのレジスタセルがゼロを用いて初期化された状態を保持することである。典型的には３２個のレジスタセルによって、ゼロではない全ての初期状態は、正確に、２³²−１クロックサイクルの後に繰り返されることになる。換言すると、自律的な動作の場合、シフトレジスタの状態は、２³²−１の周期で繰り返す。

本発明の一実施形態に係る非線形フィードバックシフトレジスタの可能な実装が、図１５Ａに概略的に示されている。

３２個のレジスタセルＤ₀〜Ｄ₃₁の全てのコンテンツは、関数ｆに供給される。図１５Ａの矢印によって示されるように、各クロックの後、あるレジスタセルのコンテンツは、隣り合う１つのレジスタセルに伝えられ得る。これは、レジスタセルＤ１のコンテンツはレジスタセルＤ０に、レジスタセルＤ２のコンテンツはレジスタセルＤ１に伝えられる（他も同様）ことを意味している。この関数ｆの結果は、レジスタセルＤ₃₁のコンテンツがその前のセルＤ₃₀に伝わった後、レジスタセルＤ₃₁に書き込まれる。

一実施形態によれば、ＮＬＦＳＲを用いた非線形連結ＮＬＭの可能な１つの計算は、次のステップを意味している。

１．ＮＬＦＳＲの初期状態を設定するステップ。つまり、ｒ_P［０..３１］をレジスタセルＤ［０．．３１］にロードすること。

２．秘密情報の一部を挿入するステップ。つまり、秘密情報の一部ｋ_IV［０...３１］を、図１５Ｂに示されるような順番ｋ_IV［０］，ｋ_IV［１］，ｋ_IV［２］，...，ｋ_IV［３１］に従って、ＮＬＦＳＲの中に連続的に結合させる。これによって、各結合ステップの後、ＮＬＦＳＲは、クロックされる。これは、秘密情報の一部ｋ_IV［０..３１］を挿入することは、Ｔ_SIK＝３２クロックサイクルを取ることを意味している。

３．連結ステップ。つまり、ＮＬＦＳＲは、時間Ｔ_MIX＝６４サイクルの間、自律的にクロックされる。これは、この時間Ｔ_MIXの間には、レジスタの中には、何も挿入されない、または何も連結されないことを意味している。６４クロックサイクルの後、レジスタのコンテンツＴ［０..３１］は、セッション鍵の先行する値ｋ_Pを形成する。

本発明の他の一実施形態によれば、非線形連結ＮＬＭは、非線形フィードバックシフトレジスタを使用する代わりに、再現不可能な多項式ｆ（Ｘ）、すなわち２つの無用でない各多項式の積としては記載できない多項式に基づいて、実現可能である。

ｘ＝（ｘ₀，ｘ₁，...，ｘ₃₁）、ｙ＝（ｙ₀，ｙ₁，...，ｙ₃₁）、ｚ＝（ｚ₀，ｚ₁，...，ｚ₃₁）の場合、ｚ＝ＮＬＭ（ｘ，ｙ）は、典型的には、
ｚ₃₁Ｘ³¹＋...＋ｚ₁Ｘ¹＋ｚ₀＝（ｘ₃₁Ｘ³¹＋...＋ｘ₁Ｘ¹＋ｘ₀）＊（ｙ₃₁Ｘ³¹＋...＋ｙ₁Ｘ¹＋ｙ₀）ｍｏｄｆ（Ｘ） （２１）
または、短く表すとｚ＝ｘ^*ｙｍｏｄｆに基づいて、算出され得る。これは、有限体ＧＦ（２³²）内の乗法であるため、ＮＬＭ（ｘ，ＮＬＭ（ｙ₁，ｙ₂））＝ＮＬＭ（ＮＬＭ（ｘ，ｙ₁），ｙ₂）が、ここでは当てはまる。このため、
ｒ_P ：＝ＮＬＭ（ｒ₁，ｒ₂）， （２２）
ｋ'_P：＝ＮＬＭ（ＥＸＴ（ｋ_IV）．ｒ₁）， （２３）
ｋ_P ：＝ＮＬＭ（ｋ'_P，ｒ₂） （２４）
に基づく方程式（１７）の実装は、ＥＸＴ（ｋ_IV）≠（０，０，...，０）であるならば、ＤＰＡ攻撃から保護され得る。本実施形態によれば、方程式（１７）に係る非線形連結は、方程式（２３）および方程式（２４）に係る２つの各非線形連結に分割される。

このため、ステップＰ１の別の一実施形態では、乱数生成器ＲＮＧは、３つの乱数値ｒ₁、乱数値ｒ₂、および乱数値Ｒ_Pを生成する。Ｒ_Pは、複数の各実施形態によれば、１２８ビットの幅を有していてよく、いわゆる「チャレンジ」として第２の通信パートナーＴに送信される。

ｒ₁およびｒ₂はそれぞれ、３２ビットの幅を有していてよく、セッション鍵ｋ₀を計算するために用いられる。Ｒ_Pおよびｒ₁，ｒ₂は、独立して、かつ、均一に分布されたランダムビットを有する２進数であると想定される。第１の通信パートナーＰは、ｒ_P：＝ＮＬＭ（ｒ₁，ｒ₂）を計算し、ｒ₁およびｒ₂を一時記憶装置内に格納する。

一実施形態によれば、再現不可能な多項式ｆ（Ｘ）を含むＮＬＭの一実現方法は、主に、多項式ｆ（Ｘ）によって規定される線形フィードバックシフトレジスタ（ＬＦＳＲ）を、関数ｚ＝ＮＬＭ（ｘ，ｙ）の第１の独立変数ｘを含む第２のレジスタと共に用いる。これにより、第２のレジスタは、論理ＡＮＤおよびＸＯＲゲートによってＬＦＳＲに結合される。

値ｚは、典型的には、次のように計算される。
１．ＬＦＳＲの全ての各レジスタセルを、ゼロに設定する。
２．第２のレジスタの各レジスタセルＸ_iを、値ｘ_i（ｉ＝０，...，３１）にてロードする。
３．時間Ｔ＝３２クロックサイクルの間、値ｙ₃₁，ｙ₃₀，...，ｙ₀をＡＮＤゲートの中に結合させ、ｙとｘとを連結させる。
４．３２個のクロックサイクルの後、ＬＦＳＲのレジスタの各コンテンツは、値ｚ＝（ｚ₀，ｚ₁，...，ｚ₃₁）を形成する。

上記計算は、一実施形態に係るセッション鍵ｋ₀を計算するための手段２４が、再現不可能な多項式ｆ（Ｘ）によって規定された線形フィードバックシフトレジスタを用いて、非線形連結ＮＬＭを実装するように構成されていることを意味している。このため、非線形連結（ＮＬＭ）の結果は、再現不可能な多項式ｆ（Ｘ）を含む、乱数の少なくとも１つの部分と秘密情報ｋ_IVの部分との乗法による連結のモジュロ演算に依存する（方程式２１と共に方程式２３を参照）。

セッション鍵ｋ₀を生成する間において、サイドチャンネルの漏洩を大幅に低減することは、非線形連結ＮＬＭを適切に実装することによって、慣れたアタッカーであっても、ほとんどＤＰＡ攻撃をすることができない程度まで実現可能である。さらに、セッション鍵ｋ₀の計算は、非線形連結ＮＬＭによって加速され得る。

非線形連結ＮＬＭの後のステップでは、方程式（１８）に従って、秘密情報ｋ_IVをセッション鍵の中間値ｋ_Pと連結させる。このため、連結ＡＥＳ（.,.）は暗号化アルゴリズムである。複数の各実施形態によれば、この暗号化アルゴリズムＡＥＳは、ブロック暗号化またはブロック暗号である。特に、いわゆる新（アドバンスド）暗号規格（ＡＥＳ）に基づくブロック暗号化を用いてよい。

これは、複数の各実施形態によれば、セッション鍵ｋ₀を計算するための手段２４が、非線形連結ＮＬＭから導かれた値ｋ_Pを、暗号化ＡＥＳ用の鍵として用いて、秘密情報ｋ_IV、または秘密情報ｋ_IVから導かれた値を暗号化すると共に、この暗号化に基づいてセッション鍵ｋ₀を得るように構成されていることを意味している。

複数の各実施形態によれば、第２の通信パートナーＴではなく、第１の通信パートナーＰだけが、乱数ｒ_Pを決定することも可能である。この場合、方程式（１８）に係る暗号化の結果得られた値ｋ'が、既にセッション鍵となろう。

しかしながら、ここで論じる実施形態では、方程式（１８）に係る暗号化は、第２の乱数ｒ_Tによって、第３のステップ（方程式１９）において、中間結果ｋ'と第２の乱数値ｒ_Tとを、
ｋ₀：＝ＡＥＳ（鍵＝ＰＡＤ（ｒ_T），ｋ'） （２２）
に従って連結させることによって、改善することが可能であり、その結果、最終的に共通のセッション鍵ｋ₀を得ることが可能である。

方程式（１７）〜（１９）を融合させれば、複数の各実施形態に係るセッション鍵ｋ₀を計算するための手段２４は、セッション鍵ｋ₀を、
ｋ₀＝ＡＥＳ（ＰＡＤ）ｒ_T），（ＡＥＳ（ＰＡＤ（ＮＬＭ（ＥＸＴ（ｋ_IV），ｒ_P）），ｋ_IV）） （２３）
に基づいて計算するように構成されている。

ここで、ｒ_Pは第１の乱数であり、ｒ_Tは第２の乱数であり、ｋ_IVは秘密情報を示しており、ＮＬＭ（','）は非線形連結に相当し、ＥＸＴ（'）は抽出ルールに相当し、ＰＡＤ（'）はビットパディングルールに相当し、ＡＥＳ（','）は新暗号規格に基づくブロック暗号化に相当する。

さらに、方程式（１８）および方程式（１９）に係る各ステップを、典型的には、
ｋ₀：＝ＡＥＳ（鍵＝ＰＡＤ２（ｋ_P），ＸＯＲＰＡＤ（ｒ_T），ｋ_IV）（２４）
に係る単一の暗号化ステップと置き換えることも、想定可能である。

ここで、次の関数：
ＰＡＤ２：ＧＦ（２）³²→ＧＦ（２）¹²⁸ （２５）
は、入力値ｙの３２ビットを倍加することによって生じる６４ビット値をパディングすることを意味している。特に、上記の６４ビット値は、各ゼロ値を用いてパディングされ得る。

これは、一実施形態によれば、乱数を得るための手段２２は、第１の乱数ｒ_Pを、ランダムまたは擬似ランダムに決定し、第２の乱数ｒ_Tを、他方の通信パートナーから得るように構成されていることを意味している。

セッション鍵ｋ₀を計算するための手段２４は、秘密情報ｋ_IVから導かれた値を、第１の乱数ｒ_Pおよび第２の乱数ｒ_Tから導出された鍵によって暗号化するＡＥＳに基づいて、セッション鍵ｋ₀を計算するように構成されている。

他の一実施形態によれば、乱数を得るための手段２２は、ランダムまたは擬似ランダムに決定された乱数ｒ_P、または前記乱数から導かれた値と、秘密情報ｋ_IVの一部ＥＸＴ（ｋ_IV）との非線形連結ＮＬＭに基づいて、第１の乱数ｋ_pを決定し、第２の乱数ｒ_Tを、他方の通信パートナーから得るように構成されている。

セッション鍵ｋ₀を計算するための手段２４は、秘密情報ｋ_IVから導かれた値を、第１の乱数ｋ_Pおよび第２の乱数ｒ_Tから導出された鍵によって暗号化するＡＥＳに基づいて、セッション鍵ｋ₀を計算するように構成されている（方程式２４参照）。

Ｔ７：第２の通信パートナーＴの側におけるレスポンス計算
ステップＴ７において、第２の通信パートナーＴは、第１の通信パートナーＰの「チャレンジ」Ｒ_Pに対する「レスポンス」ｃ_Pを計算する。ここでは、ステップＴ６のセッション鍵が用いられる。

ｃ_P：＝ＡＥＳ（鍵＝ｋ₀，Ｒ_P） （２６）
Ｔ８：第２の通信パートナーＴから第１の通信パートナーＰへの第２のメッセージ
ステップＴ８では、ステップＴ７において計算されたレスポンスｃ_Pと、第２の通信パートナーＴの側で決定された乱数値ｒ_Tと、ランダムチャレンジＲ_Tとを連結させて、第２の通信パートナーＴの側の第２のメッセージＭ₂を形成する。このメッセージＭ₂は、第２の通信パートナーＴから第１の通信パートナーＰに転送される。

Ｍ₂：＝ｃ_P||ｒ_T||Ｒ_T （２７）
これは、一実施形態によれば、第２の通信パートナーＴが、最初に、第１の通信パートナーＰのチャレンジＲ_Pに対するレスポンスを、暗号化アルゴリズムを用いたｋ₀とＲ_Pとの連結ＡＥＳに基づいて決定し（方程式２６）、その後、これを、第２の乱数ｒ_TおよびランダムチャレンジＲ_Tと共に、第１の通信パートナーＰに伝送することを意味している。

Ｐ９：第１の通信パートナーＰの側におけるセッション鍵ｋ₀の計算
第１の通信パートナーＰが第２の乱数ｒ_Tを含む第２のメッセージＭ₂を受信した後、第１の通信パートナーＰの側において、ｋ₀＝ＳＫ（ｋ_IV，ｒ_P，ｒ_T）に従って、共通のセッション鍵が計算され得る。この共通のセッション鍵の計算は、第１の通信パートナーＰが、第２の通信パートナーＴの既に各方程式（１７）〜（１９）に関連して説明したステップと同じ３つのステップ
ｋ_P＝ＮＬＭ（ＥＸＴ（ｋ_IV），ｒ_P）， （２８）
ｋ'＝ＡＥＳ（鍵＝ＰＡＤ（ｋ_P），ｋ_IV）， （２９）
ｋ₀＝ＡＥＳ（鍵＝ＰＡＤ（ｒ_T），ｋ'） （３０）
を実行することによって、行われる。

最初の２つの各ステップ、すなわち、ｋ_Pを計算するステップおよびｋ'を計算するス
テップは、第２のメッセージＭ₂を受信する前に、実行され得る。第３のステップ、すなわち方程式（３０）に係るｋ₀を計算するステップは、典型的には、第２の通信パートナーＴの側において第２の乱数ｒ_Tが決定された時にのみ行われる必要があることを、ここで再び言及する。

既に述べたように、本発明の実施形態は、また、乱数が第１の通信パートナーＰの側においてのみ、または信頼できる第三者機関によってのみ、ランダムに決定され、各通信パートナーＰ、Ｔに提供される場合を含む。従って、方程式（３０）に係るステップは、鍵計算の安全性をさらに増大させるように機能する。

ここに記載した実施形態では、Ｐの側の乱数を得るための手段２２も、第１の乱数ｒ_Pを、ランダムまたは擬似ランダムに決定し、第２の通信パートナーＴよりも前に、第２の乱数ｒ_Tを得るように構成されている。

セッション鍵ｋ₀を計算するための手段２４は、第１の暗号化（方程式２９）から導かれた値ｋ'を、第２の乱数ｒ_Tから導かれた値で暗号化する第２の暗号化（方程式３０）に基づいて、セッション鍵ｋ₀を得るように構成されている。

ここで、第１の乱数ｒ_Pと秘密情報ｋ_IVの一部との非線形連結（方程式２８）から導かれた値ｋ_Pは、第１の暗号化のための鍵として用いられ、秘密情報または前記秘密情報から導かれた値を暗号化し、第１の暗号化および第２の暗号化に基づいて、セッション鍵ｋ₀を得る。

既に説明したように、方程式（１８）および方程式（１９）、または方程式（２９）および方程式（３０）に係るステップを、例えば、
ｋ₀：＝ＡＥＳ（鍵＝ＰＡＤ２（ｋ_P），ＸＯＲＰＡＤ（ｒ_T）,ｋ_IV）．（３１）
に係る単一の暗号化ステップと置き換えることも可能である。

ＮＬＭが再現不可能な多項式ｆ（Ｘ）に基づいている場合、一実施形態に従って、第１の通信パートナーＰの側においてセッション鍵ｋ₀を計算することは、
ｋ'_P：＝ＮＬＭ（ＥＸＴ（ｋ_IV），ｒ₁）， （３２）
ｋ_P ：＝ＮＬＭ（ｋ'_P，ｒ₂） （３３）
ｋ₀ ：＝ＡＥＳ（鍵＝ＰＡＤ２（ｋ_P）ＸＯＲＰＡＤ（ｒ_T），ｋ_IV） （３４）
に従って、行われてもよい。

Ｐ１０：第１の通信パートナーＰの側のレスポンス計算
ステップＰ１０では、一実施形態に係る第１の通信パートナーＰは、第２の通信パートナーＴのチャレンジＲ_Tに対するレスポンスｃ_Tを、ステップＰ９において計算された共通のセッション鍵ｋ₀に基づいて、計算する。

ｃ_T：＝ＡＥＳ（鍵＝ｋ₀，Ｒ_T） （３５）
これは、セッション鍵ｋ₀が、ＡＥＳ規格に従ったブロック暗号化のための鍵として用いられ、第２の通信パートナーＴのチャレンジＲ_Tを暗号化し、これによってレスポンスｃ_Pを得ることを意味している。

Ｐ１１：（第１の通信パートナーＰから第２の通信パートナーＴへの）第３のメッセージ
ステップＰ１１では、第１の通信パートナーＰは、ステップＰ１０において計算されたレスポンスｃ_Tを、第２の通信パートナーＴに送信する。

Ｐ１２：第１の通信パートナーＰの側におけるレスポンス照合
ここで、第１のメッセージＭ₁によって第２の通信パートナーＴに送信されたランダムチャレンジＲ_Pは、レスポンス比較値ｃ_P'を得るために、第１の通信パートナーＰの側において、
ｃ_P'＝ＡＥＳ（鍵＝ｋ₀，Ｒ_P） （３６）
に従って、セッション鍵ｋ₀を用いて暗号化される。その後、得られたレスポンス比較値ｃ_P'は、第２の通信パートナーＴからの第２のメッセージＭ₂によって得られたレスポンスｃ_Pと、第１の通信パートナーＰの側において比較される。

ｃ_P'＝ｃ_Pの場合、第２の通信パートナーＴは、第１の通信パートナーＰの側において、認証を成功させることが可能である。そうでなければ、認証は失敗に終わる。認証が失敗すると、２つの各通信パートナーＰ、Ｔ間のさらなる通信は、停止されることになる。認証が失敗したことは、第２の通信パートナーＴに信号で知らされる。

Ｔ１３：第２の通信パートナーＴの側におけるレスポンス照合：
ここでは、第２のメッセージＭ₂を用いて、第２の通信パートナーＰに送信されたランダムチャレンジＲ_Tは、レスポンス比較値ｃ_T'を得るために、第２の通信パートナーＴの側において、
ｃ_T'＝ＡＥＳ（鍵＝ｋ₀，Ｒ_T） （３７）
に従って、セッション鍵ｋ₀を用いて暗号化される。その後、得られたレスポンス比較値ｃ_T'は、第２の通信パートナーＴが第３のメッセージＭ₃（ステップＰ１１）によって得たレスポンスｃ_Tと、第２の通信パートナーＴの側において比較される。

ｃ_T'＝ｃ_Tの場合、第１の通信パートナーＰは、第２の通信パートナーＴの側において、認証を成功させることが可能である。そうでなければ、認証は失敗に終わる。認証が失敗すると、２つの各通信パートナーＰ，Ｔ間のさらなる通信は、停止されることになる。認証が失敗したことは、第１の通信パートナーＰに信号で知らされる。

図５Ａおよび図５Ｂには、説明した認証法のための実施形態の詳細な図解が、関連する両方の各通信パートナーＰ，Ｔの側におけるハードウェアブロック／ソフトウェアブロックに関連して示されている。

認証１０が成功し、セッション鍵ｋ₀の生成が成功した後、本方法は、２つの通信パートナーＰと通信パートナーＴとの間のデータ転送ステップ１２に進む。ここで、第１の通信パートナーＰは、そのメモリの部分に、第２の通信パートナーＴがアクセスすることを可能にし（あるいはその反対）、その結果、第２の通信パートナーＴは、第２の通信パートナーＴが対応するアクセス権を所有している特定のデータブロックを読むことが可能である。

同様に、Ｔは、特定のデータブロックを書き込むことが可能である。従って、第１の通信パートナーＰの不揮発性メモリから読み出すこと、および／または、前記不揮発性メモリにプログラミング（書き込み）することは、Ｐ自身によって行われる。しかしながら、第１の通信パートナーＰは、このためのコマンドを、第２の通信パートナーＴから受信する。

２つの通信パートナーＰと通信パートナーＴとの間の通信および／またはデータ転送は、ＰからＴに、およびＴからＰに伝送され得るデータフレームＦ₁，Ｆ₂，Ｆ₃，...において、準備され得る。安全性のために、各データフレームＦ_iからの入力として、秘密鍵ｋ_iが必要とされる。データフレームＦ_iを処理した後、伝送される次のデータフレームＦ_i+1のために用いられる新たな鍵ｋ_i+1が、生成され得る。伝送される第１のデータフレームＦ₁のための第１の秘密鍵ｋ₁が、セッション鍵ｋ₀から導出される。

全ての各データフレームは、２つの通信パートナーＰと通信パートナーＴとの間で交換され得る、安全性に関連する各データパッケージＤ₁，Ｄ₂，Ｄ₃，...を含んでいる。従って、どの方向に、各データパッケージが送信されるかは、重要ではない。これらの各データパッケージの全体的な発生が、図６に概略的かつ典型的に示されている。

本発明の一実施形態によれば、各データパッケージＤ_xは、最大１２８ビットを含む。当然ながら、他のデータパッケージサイズも、想定可能である。第１の通信パートナーＰから第２の通信パートナーＴに送信されたデータパッケージは、Ｐのメモリから読み出されたデータを含んでいてよい。別の方向、すなわちＴからＰへのデータパッケージは、Ｐのメモリに書き込まれるデータを含んでいてよい。

さらに、交換されるデータパッケージは、読み出しコマンド／書き込みコマンド、および／または、前記データのメモリアドレスを含んでいてよい。複数の各実施形態によれば、より高位のプロトコル層（ラッピングプロトコル層）が、制御データのうちのどれを、ここに記載する保護機構に従って、データパッケージＤ_xの外に送信することが可能であるかを規定する。

データパッケージは、連続したデータパッケージを含むデータフレーム内に配置されていてよい。１つのデータフレームの全てのデータパッケージは、同一の方向すなわち、ＴからＰ、またはその反対のＰからＴに送信され、特定の順番を有している。ここでの準備は、より高位のプロトコル層によって行われる。

プライバシー保護モードでは、データ転送１２中に伝送されたデータパッケージは、例えばＡＥＳアルゴリズムを用いて、暗号化され得る。ここで、各パッケージは、典型的には１２８ビットのサイズを有していてよい。他方、完全性保護モードも、データ転送１２中に、メッセージ認証コード（ＭＡＣ）を計算することによって用いられ得る。この場合、データパッケージのサイズは１２８ビットよりも小さいか、または１２８ビットであってよい。この場合、全てのデータフレームは、データパッケージＤ₁，Ｄ₂，Ｄ₃，...の部分ではないＭＡＣパッケージＭ_iを含んでいてよい。

図６に概略的に示したように、データ転送段階の第１のステップ６１は、伝送される第１のデータフレームＦ₁用の第１の秘密鍵ｋ₁を、セッション鍵ｋ₀に基づいて導出することである。ステップ６１は、完全性保護モードの場合でも、プライバシー保護モードの場合でも同じである。

図７に示されるように、ステップ６１の入力パラメータは、セッション鍵ｋ₀、および、認証段階１０中に第１の通信パートナーＰおよび第２の通信パートナーＴによって生成された２つのランダムチャレンジＲ_PおよびランダムチャレンジＲ_Tであり得る。一実施形態によれば、第１の鍵ｋ₁は、図７に図解したように、
ｋ₁：＝ＡＥＳ（鍵＝Ｒ_P；ｋ₀ＸＯＲＲ_T） （３８）
に従って計算され得る。これは、チャレンジ値Ｒ_Pを、ＡＥＳ暗号化用の鍵として用いて、チャレンジ値Ｒ_Tとセッション鍵ｋ₀とのＸＯＲ連結を暗号化し、このＡＥＳ暗号化に基づいて、導出された第１の鍵ｋ₁を得ることを意味している。

他の一実施形態によれば、第１の鍵ｋ₁はまた、図７に図解したように、
ｋ₁：＝ＡＥＳ（鍵＝Ｒ_P；ｋ₀ＸＯＲＲ_T）ＸＯＲ（ｋ₀ＸＯＲＲ_T） （３９）
に従って、計算され得る。

完全性保護モードでは、全てのデータフレームＦ_iには、データフレームを認証するためのチェック部（ＭＡＣ）Ｍ_iが設けられていてよい。ここで、チェック部Ｍ_iは、対応する鍵ｋ_iを用いて生成される。

チェック部Ｍ_iは、典型的には、ＣＢＣ−ＭＡＣ（cipher block chaining message authentication code：暗号ブロック連鎖方式メッセージ認証コード）、ＨＭＡＣ（keyed-Hash message authentication code：鍵付きハッシュメッセージ認証コード）、ＯＭＡＣ（one-key MAC：ワンキーＭＡＣ）、ＵＭＡＣ（message authentication code based on universal hashing：ユニバーサルハッシングに基づくメッセージ認証コード）、ＰＭＡＣ（parallelizable MAC：平行処理が可能なＭＡＣ）、またはＣＭＡＣ（cipher-based MAC：暗号ベースのＭＡＣ）であってよい。

データフレームＦ_iの各データパッケージＤ_x，Ｄ_x+1，...，Ｄ_yのシーケンスは、図８に概略的に示したように、チェック部Ｍ_iによって終了する。フレームＦ_iの送信器は、ｋ_iおよび各データパッケージＤ_x，Ｄ_x+1，...，Ｄ_yを使用して、チェック部Ｍ_iを決定し、（Ｄ_x，...，Ｄ_y，Ｍ_i）を上記フレームＦ_i内にて伝送する。これは、複数の実施形態に係るセッション鍵ｋ₀を使用するための手段２８が、第２の通信パートナーとの通信のために、メッセージＭ_iを認証するためのチェック部Ｍ_iを、メッセージ、および、セッション鍵ｋ₀または前記セッション鍵から導出された鍵ｋ_iに基づいて、計算するように構成されていることを意味している。

同様に、各コンテンツ（Ｄ_x，...，Ｄ_y，Ｍ_i）を含むデータフレームの受信器Ｍ_iは、ｋ_iおよびデータパッケージＤ_x，Ｄ_x+1，...，Ｄ_yを用いるように形成されていてよい。上記データパッケージＤ_x，Ｄ_x+1，...，Ｄ_yは、前記データパッケージから生じるチェック部を計算するために受信されたものである。この受信器は、結果として得られたチェック部を、受信した値Ｍ_iと比較する。値が同一であるならば、２つの各通信パートナー間のデータ転送は継続され得るが、そうでなければ、データ転送は、停止されることになる。受信器は、送信器にＭＡＣのエラーを通知することが可能である。

何れの通信パートナーＰおよび通信パートナーＴも、次に伝送されるデータフレームＦ_i+1用の鍵ｋ_i+1を算出する（図６、各ステップ６２、６３、６４参照）。本発明の一実施形態によれば、チェック部Ｍ_iおよび後に続く鍵ｋ_i+1は、次のように計算され得る。

ｈ_x ：＝ｋ_i，
ｈ_x+1 ：＝ＡＥＳ（鍵＝ｈ_x；Ｄ_x）ＸＯＲＤ_x，
ｈ_x+2 ：＝ＡＥＳ（鍵＝ｈ_x+1；Ｄ_x+1）ＸＯＲＤ_x+1，
ｈ_x+3 ：＝ＡＥＳ（鍵＝ｈ_x+2；Ｄ_x+2）ＸＯＲＤ_x+2，
...
ｈ_y+1 ：＝ＡＥＳ（鍵＝ｈ_y；Ｄ_y）ＸＯＲＤ_y，
ｋ_i+1 ：＝ｈ_y+1，
Ｍ'_i ：＝ＡＥＳ（鍵＝ｋ_i；ｋ_i+1）ＸＯＲｋ_i+1，
Ｍ_i ：＝ＥＸＴ（Ｍ'_i） （４０）
データパッケージＤ_xのサイズが１２８ビットよりも小さいならば、各データパッケージＤ_xを、ゼロでパディングして１２８ビットのサイズを得ることが可能である。その後、パディングされたデータパッケージＤ_xは、ＡＥＳブロック暗号化演算および／またはＸＯＲ演算のための入力として用いられ得る。

チェック値Ｍ_iおよび後に続く鍵ｋ_i+1の生成が、図９に再び図示されている。

図９からは、後に続く鍵ｋ_i+1が、中間鍵ｋ_i、およびデータフレームＦ_iの個々の各データパッケージＤ_x，Ｄ_x+1，...，Ｄ_yから算出されることが明らかである。従って、第１のデータパッケージＤ_xは、中間鍵ｋ_iを用いてブロック暗号化される。このブロック暗号化の結果は、再び第１のデータパッケージＤ_xを用いてＸＯＲ演算される。

ここで次に、この連結の結果を、第２のデータパッケージＤ_x+1をブロック暗号化するための鍵として用いて、今度は、このブロック暗号化の結果を、第２のデータパッケージＤ_x+1と連結させ、次に、この連結の結果を、後に続くデータパッケージＤ_x+2のための鍵として用いる（その後も同様）。

チェック部Ｍ_iは、後に続く鍵ｋ_i+1をＡＥＳブロック暗号化に従って暗号化するための鍵として、中間鍵ｋ_iを用いることによって、形成される。その後、この暗号化の結果は、ｋ_i+1とＸＯＲ連結され、ＭＡＣチェック値Ｍ_iが得られる。

これは、本発明の一実施形態によれば、セッション鍵を用いるための手段２８は、セッション鍵ｋ₀から導出された現在の鍵ｋ_iと、転送される次のメッセージＦ_i+1用の次の鍵ｋ_i+1とに基づいて、転送される現在のメッセージＦ_iのチェック部Ｍ_iを計算するように構成されていることを意味している。次の鍵ｋ_i+1は、導出された現在の鍵ｋ_iと、転送される現在のメッセージＦ_iとに依存している。

図１０は、完全性保護モードの、伝送される２つの各データフレームの全体の流れを示す図である。この流れは、セッション鍵ｋ₀に基づいて第１の鍵ｋ₁を生成する工程から始まる。

プライバシー保護モードでは、全てのデータフレームＦ_iは、データブロックＤ_xを暗号化して、暗号化されたブロックＣ_iを形成することによって安全性が保証される。この鍵ｋ_iは、常に、プライバシー保護モードで使用される。この手順は、図１１に概略的に示されている。

データフレームＦ_iの送信器は、ｋ_iおよび各データパッケージＤ_x，Ｄ_x+1，...，Ｄ_yを用いて、全てのデータパッケージＤ_jを暗号化し、暗号化されたパッケージＣ_jを形成し、データフレームＦ_i内にて（Ｃ_x，...，Ｃ_y）を伝送する。（Ｃ_x，...，Ｃ_y）を含むデータフレームＦ_iの受信器も、この鍵ｋ_iおよび暗号化されたＣ_x，...，Ｃ_yを用いて、暗号化されていない各パッケージＤ_x，Ｄ_x+1，...．Ｄ_yを復号化する。各通信パートナーの両方は、後に続くデータフレームＦ_i+1用の後に続く鍵ｋ_i+1を計算する。

より長いメッセージを処理するためには、異なる手順が存在する。データは、最初に、データパッケージＤ_xに分割され得る。データパッケージＤ_xのサイズは、暗号化アルゴリズムによって事前に決定される（例えば、１２８ビットなど）。

演算の電子コードブックモード（ＥＣＢ）および暗号ブロック連鎖方式モード（ＣＢＣ）モードは、全てのデータパッケージを必要とする。従って、最後のデータパッケージＤ_yは、充填データでパディングされていてよい。

その後、データパッケージは、次々に暗号化される。多くの場合使用されるＣＢＣ法では、データパッケージの暗号化の結果、以前に暗号化されたデータパッケージの暗号は、次のデータパッケージと連結または連鎖される。一実施形態によれば、Ｃ_jおよびｋ_i+1を得るための送信器の計算は、次の通りである。

ｈ_x ：＝ｋ_i，
ｈ_x ：＝ＡＥＳ（鍵＝ｈ_x-1；ｑ）ＸＯＲｑ，
Ｃ_x ：＝ＡＥＳ（鍵＝ｈ_x；Ｄ_x），
ｈ_x+1 ：＝ＡＥＳ（鍵＝ｈ_x；ｑ）ＸＯＲｑ，
Ｃ_x+1 ：＝ＡＥＳ（鍵＝ｈ_x+1；Ｄ_x+1），
...
ｈ_y ：＝ＡＥＳ（鍵＝ｈ_y-1；ｑ）ＸＯＲｑ，
Ｃ_y ：＝ＡＥＳ（鍵＝ｈ_y；Ｄ_y），
ｋ_i+1 ：＝ｈ_y （４１）
従って、値ｑは、典型的には１２８ビット値を示す。この値は、所望のように規定されてよいが、その後、不変に維持される。複数の各実施形態によれば、データパッケージＤ_xのサイズは、常に１２８ビットであってよい。このサイズに達するためにゼロでパディングすることが、より高位のラッピングプロトコル層によって行われてもよい。

複数の各実施形態によれば、図１２に図示された、プライバシー保護モードにおける鍵生成の構造は、完全性保護モードまたはＭＡＣモードにおける鍵生成と同一である。図９と図１２との比較すると、ＭＡＣモードと比ベて、プライバシー保護モードでは、Ｄ_x+jが、定数ｑのみに置き換えられていることが分かる。

この手順は、例えば、さらなる制御経路およびデータ経路の形のハードウェアリソースの低減を回避することが可能であるという利点を提供する。

ＭＡＣモードの図１０と同様に、図１３も、プライバシー保護モードの、伝送される２つの各データフレームのデータの流れを示しており、第１の鍵ｋ₁をセッション鍵ｋ₀に基づいて生成する工程によって開始される。

図１２と同様、図１４も、データフレームの受信器の側において、データフレームＦ_iの暗号化された各パッケージＣ_x，...，Ｃ_yを暗号復号化するためのスキームを示す図である。鍵ｋ_iおよび鍵ｋ_i+1、並びにこれらの各鍵の間に位置している全ての中間鍵ｈ_x-1，ｈ_x，ｈ_x+1，...．の鍵計算は、送信器の側と同じやり方で、すなわち方程式（４１）に従って行われる。

暗号化されたパッケージＣ_xを暗号復号化するために、算出された中間鍵ｈ_xは、ブロック暗号化ＡＥＳと逆方向のブロック暗号復号化ＡＥＳ^-1のための鍵として用いられる。

ｈ_x ：＝ｋ_i，
ｈ_x ：＝ＡＥＳ（鍵＝ｈ_x-1；ｑ）ＸＯＲｑ，
Ｄ_x ：＝ＡＥＳ^-1（鍵＝ｈ_x；Ｃ_x），
ｈ_x+1 ：＝ＡＥＳ（鍵＝ｈ_x；ｑ）ＸＯＲｑ，
Ｄ_x+1 ：＝ＡＥＳ^-1（鍵＝ｈ_x+1；Ｃ_x+1），
...
ｈ_y ：＝ＡＥＳ（鍵＝ｈ_y-1；ｑ）ＸＯＲｑ，
Ｄ_y ：＝ＡＥＳ^-1（鍵＝ｈ_y；Ｃ_y），
ｋ_i+1 ：＝ｈ_y （４２）
概して、通信パートナーＰおよび通信パートナーＴの両方は、送信器としても受信器としても機能するので、複数の各実施形態によれば、セッション鍵を用いるための手段２８は、暗号化される／暗号復号化される現在のデータブロックＤ_i+1／Ｃ_i+1用の現在の鍵ｋ_i+1を、暗号化される／暗号復号化される前のデータブロックＤ_i／Ｃ_i用の前の鍵ｋ_iと、規定の値ｑとに基づいて暗号化する／暗号復号化するように構成されている。

まとめると、本発明の各実施形態は、第１に、２つの通信パートナーＰおよび通信パートナーＴの安全な相互認証を目的としている。従って、複数の各実施形態によれば、第１の通信パートナーはいわゆる近接型カードＰであり、第２の通信パートナーは対応する読取装置Ｔであってよい。

第２に、本発明の各実施形態は、２つの各通信パートナー間で交換されたメッセージの完全性保護を確保することを目的としている。第３に、複数の各実施形態に従って、交換されたメッセージのプライバシーの保護が確保される必要がある。

従って、複数の各実施形態によれば、これら最後の２つの各目的は、相互排他的であり、すなわち、各通信パートナーは、安全な相互認証１０の後、完全性保護を含むデータ転送モード１２、または、プライバシー保護を含むデータ転送モードに同意することが可能である。

基本的な必要条件として、通信パートナーＴおよび通信パートナーＰは、秘密鍵暗号の設定に従って、共通の秘密情報ｋ_IVを共有している。複数の各実施形態によれば、ブロック暗号化に１２８ビットの鍵長を備えるＡＥＳを用いてよい。しかしながら、他のブロック暗号化アルゴリズムおよび他の鍵長も想定可能である。

本発明の各実施形態は、本質的に、サイドチャンネル攻撃に対する安全性を増大させることが可能である。このため、基本となる暗号化モジュール、特にＡＥＳハードウェアモジュールにおいて、ハードウェア固有の手段を低減させることが可能になる。これによって、典型的には、近接型カードのサイズは、著しく小型化されることになる。

種々な状況によっては、本発明の各方法は、ハードウェアまたはソフトウェアにおいて実装されることが可能である。この実装は、例えばＤＶＤ、ＣＤ、または電子的に読み出し可能な制御信号を有するディスクといったデジタル記憶媒体上であってよい。このデジタル記憶媒体は、それぞれの方法が実装されるように、プログラム可能なコンピュータシステムと共に動作可能である。

従って、本発明は、また、一般に、機械読み出し可能な担体（キャリア）上に格納された、プログラムコードを有するコンピュータプログラム製品を含む。コンピュータプログラム製品は、コンピュータプログラム製品がコンピュータ上で動作すると、本発明の各方法を実行する。換言すると、本発明は、コンピュータプログラムがコンピュータ上で起動すると、セッション鍵を生成する方法を実行するためのコンピュータプログラムとしても実現可能である。

Claims (27)

1. 第１の通信パートナー（Ｐ；Ｔ）および第２の通信パートナー（Ｔ；Ｐ）に知られたセッション鍵（ｋ₀）を、前記第１の通信パートナー（Ｐ；Ｔ）のために、前記第１の通信パートナーおよび第２の通信パートナーによって決定され得る秘密情報（ｋ_IV）から、生成するための装置（２０）であって、
   乱数（ｒ_P；ｒ_T）を得るための手段（２２）と、
   前記乱数（ｒ_P；ｒ_T）の少なくとも１つの部分と前記秘密情報（ｋ_IV）の一部との連結を用いて、前記セッション鍵（ｋ₀）を計算するための手段（２４）と、
   前記セッション鍵（ｋ₀）を、前記第２の通信パートナーとの通信のために用いるための手段（２８）とを含む、装置。
2. 前記乱数（ｒ_P；ｒ_T）を得るための前記手段（２２）は、前記乱数の少なくとも第１の部分を、ランダムまたは擬似ランダムに決定するように構成されている、請求項１に記載の装置。
3. 前記乱数を得るための前記手段（２２）は、前記乱数（ｒ_P；ｒ_T）の第２の部分を、前記第２の通信パートナーから得るように構成されている、請求項２に記載の装置。
4. 前記セッション鍵（ｋ₀）を計算するための前記手段（２４）は、前記乱数（ｒ_P；ｒ_T）の少なくとも１つの部分と前記秘密情報（ｋ_IV）の一部との非線形連結（ＮＬＭ）を用いて、前記セッション鍵（ｋ₀）を計算するように構成されている、請求項１〜３のいずれか１項に記載の装置。
5. 前記セッション鍵（ｋ₀）を計算するための前記手段（２４）は、前記乱数の少なくとも１つの部分（ｒ_P）によってロードされた非線形フィードバックシフトレジスタによって、前記非線形連結（ＮＬＭ）を実装するように構成されており、
   前記非線形フィードバックシフトレジスタは、前記秘密情報（ｋ_IV）の一部の個々のビットを、前記シフトレジスタの各レジスタセルに連続的に連結させるものである、請求項４に記載の装置。
6. 前記セッション鍵（ｋ₀）を計算するための前記手段（２４）は、前記秘密情報（ｋ_IV）の一部によってロードされた非線形フィードバックシフトレジスタによって、前記非線形連結（ＮＬＭ）を実装するように構成されており、
   前記非線形フィードバックシフトレジスタは、連結させる前記乱数の少なくとも１つの部分（ｒ_P）の個々のビットを、前記シフトレジスタの各レジスタセルに連続的に連結させるものである、請求項４に記載の装置。
7. 前記セッション鍵（ｋ₀）を計算するための前記手段（２４）は、前記再現不可能な多項式（ｆ（Ｘ））によって規定された線形フィードバックシフトレジスタによって、前記非線形連結（ＮＬＭ）を実装するように構成されており、
   前記線形フィードバックシフトレジスタは、再現不可能な多項式（ｆ（Ｘ））によって規定されて、前記非線形連結（ＮＬＭ）の結果が、前記乱数（ｒ_P；ｒ_T）の少なくとも１つの部分と、前記再現不可能な多項式（ｆ（Ｘ））を含む前記秘密情報（ｋ_IV）の一部との乗法による連結のモジュロ演算に基づくものである、請求項４に記載の装置。
8. 前記セッション鍵（ｋ₀）を計算するための前記手段（２４）は、前記非線形連結（ＮＬＭ）から導かれた値（ｋ_P）を、暗号化（ＡＥＳ）用の鍵として用いて、前記秘密情報（ｋ_IV）または前記秘密情報（ｋ_IV）から導かれた値を暗号化すると共に、前記暗号化（ＡＥＳ）に基づいて、前記セッション鍵（ｋ₀）を得るように構成されている、請求項４〜７のいずれか１項に記載の装置。
9. 前記セッション鍵（ｋ₀）を計算するための前記手段（２４）は、前記秘密情報（ｋ_IV）または前記秘密情報（ｋ_IV）から導かれた値を、暗号化（ＡＥＳ）用の鍵として用いて、前記非線形連結（ＮＬＭ）から導かれた値（ｋ_P）を暗号化すると共に、前記暗号化（ＡＥＳ）に基づいて、前記セッション鍵（ｋ₀）を得るように構成されている、請求項４〜７のいずれか１項に記載の装置。
10. 前記暗号化は、ブロック暗号化である、請求項８または９に記載の装置。
11. 前記ブロック暗号化は、新暗号規格（ＡＥＳ）に基づいている、請求項１０に記載の装置。
12. 前記乱数を得るための前記手段（２２）は、第１の乱数（ｒ_P）をランダムまたは擬似ランダムに決定して、前記第２の通信パートナーから第２の乱数（ｒ_T）を得るように構成されており、
    前記セッション鍵（ｋ₀）を計算するための前記手段（２４）は、第１の暗号化（ＡＥＳ）から導かれた値（ｋ'）の、前記第２の乱数（ｒ_T）から導かれた値による第２の暗
    号化（ＡＥＳ）に基づいて、前記セッション鍵（ｋ₀）を得るように構成されており、
    前記第１の乱数（ｒ_P）と前記秘密情報（ｋ_IV）の一部との非線形連結（ＮＬＭ）から導かれた値（ｋ_P）が、前記第１の暗号化（ＡＥＳ）用の鍵として用いられて、前記秘密情報（ｋ_IV）または前記秘密情報（ｋ_IV）から導かれた値を暗号化して、前記第１および第２の各暗号化（ＡＥＳ）に基づいて、前記セッション鍵（ｋ₀）を得るようになっている、請求項１〜１１のいずれか１項に記載の装置。
13. 前記乱数を得るための前記手段（２２）は、第１の乱数（ｒ_P）をランダムまたは擬似ランダムに決定して、前記第２の通信パートナーから第２の乱数（ｒ_T）を得るように構成されており、
    前記セッション鍵（ｋ₀）を計算するための前記手段（２４）は、前記秘密情報（ｋ_IV）から導かれた値を、前記第１の乱数（ｒ_P）および第２の乱数（ｒ_T）から導出された鍵で暗号化すること（ＡＥＳ）に基づいて、前記セッション鍵（ｋ₀）を計算するように構成されている、請求項１〜１２のいずれか１項に記載の装置。
14. 前記秘密情報（ｋ_IV）は、装置固有の識別（ＩＶ）および一般鍵（ｋ_M）に基づいて、鍵導出関数（ＫＤ）によって決定され得る、請求項１〜１３のいずれか１項に記載の装置。
15. 前記セッション鍵（ｋ₀）を用いるための前記手段（２８）は、前記第２の通信パートナーとの通信のために、メッセージを認証するためのチェック部（ＭＡＣ）を、前記メッセージ、および、前記セッション鍵（ｋ₀）または前記セッション鍵（ｋ₀）から導出された鍵に基づいて、計算するように構成されている、請求項１〜１４のいずれか１項に記載の装置。
16. 前記セッション鍵（ｋ₀）を用いるための前記手段（２８）は、転送される現在のメッセージのチェック部（Ｍ_i）を、前記セッション鍵（ｋ₀）から導出された現在の鍵（ｋ_i）と、転送される次のメッセージ用の次の鍵（ｋ_i+1）とに基づいて、計算するように構成されており、前記次の鍵（ｋ_i+1）は、導出された前記現在の鍵（ｋ_i）と転送される前記現在のメッセージとに依存している、請求項１５に記載の装置。
17. 前記セッション鍵（ｋ₀）を用いるための前記手段（２８）は、前記チェック部（Ｍ_i）を計算するために、新暗号規格に基づくブロック暗号化（ＡＥＳ）を用いるように構成されている、請求項１５または１６に記載の装置。
18. 前記セッション鍵（ｋ₀）を用いるための前記手段（２８）は、前記第２の通信パートナーとの通信のために、メッセージのデータブロック（Ｄ_i）を、前記セッション鍵（ｋ₀）または前記セッション鍵（ｋ₀）から導出された鍵に基づいて暗号化／暗号復号化するように構成されている、請求項１〜１７のいずれか１項に記載の装置。
19. 前記セッション鍵（ｋ₀）を用いるための前記手段（２８）は、暗号化される／暗号復号化される現在のデータブロック（Ｄ_i+1）用の現在の鍵（ｋ_i+1）を、暗号化される／暗号復号化される前のデータブロック（Ｄ_i）用の前の鍵（ｋ_i）と、規定の値（ｑ）とに基づいて、暗号化／暗号復号化するように構成されている、請求項１８に記載の装置。
20. 前記セッション鍵（ｋ₀）を用いるための前記手段（２８）は、前記現在の鍵（ｋ_i+1）を計算するために、新暗号規格に基づくブロック暗号化（ＡＥＳ）を用いるように構成されている、請求項１８または１９に記載の装置。
21. 第１の通信パートナーおよび第２の通信パートナーに知られたセッション鍵（ｋ₀）を、前記第１の通信パートナーのために、前記第１の通信パートナーおよび前記第２の通信パートナーによって決定され得る秘密情報（ｋ_IV）から、生成する方法であって、
    乱数（ｒ_P；ｒ_T）を得る工程（３２）と、
    前記乱数（ｒ_P；ｒ_T）の少なくとも１つの部分と前記秘密情報（ｋ_IV）の一部との連結を用いて、前記セッション鍵（ｋ₀）を計算する工程（３４）と、
    前記セッション鍵（ｋ₀）を、前記第２の通信パートナーとの通信のために使用する工程（３６）とを含む、方法。
22. 前記セッション鍵（ｋ₀）は、前記乱数（ｒ_P；ｒ_T）および前記秘密情報（ｋ_IV）に基づいて、前記第１の通信パートナーおよび前記第２の通信パートナーの両方によって生成される、請求項２１に記載の方法。
23. 前記乱数を得る時に、第１の乱数（ｋ_P）は、ランダムまたは擬似ランダムに決定された乱数（ｒ_P）または前記乱数から導かれた値と、前記秘密情報（ｋ_IV）の一部との非線形連結（ＮＬＭ）に基づいて決定され、
    第２の乱数（ｒ_T）は、前記第２の通信パートナーから得られ、
    前記セッション鍵（ｋ₀）を計算する工程は、前記秘密情報（ｋ_IV）から導かれた値を、前記第１の乱数（ｋ_P）および第２の乱数（ｒ_T）から導出された鍵によって、ブロック暗号化（ＡＥＳ）することに基づく、請求項２１または２２に記載の方法。
24. 前記乱数を得る時に、第１の乱数（ｒ_P）は、第１の通信パートナーによって、ランダムまたは擬似ランダムに決定され、第２の乱数（ｒ_T）が、前記第２の通信パートナーから得られ、
    前記セッション鍵（ｋ₀）を計算する工程は、前記第１の乱数（ｒ_P）と前記秘密情報（ｋ_IV）との非線形連結（ＮＬＭ）でのブロック暗号化（ＡＥＳ）により、前記秘密情報（ｋ_IV）をブロック暗号化（ＡＥＳ）して、前記第２の乱数（ｒ_T）をブロック暗号化（ＡＥＳ）することに基づく、請求項２１〜２３のいずれか１項に記載の方法。
25. 前記セッション鍵（ｋ₀）は、認証方法において、前記第１の通信パートナーと前記第２の通信パートナーとの間の認証のための共通の秘密として用いられる、請求項２１〜２４のいずれか１項に記載の方法。
26. 前記認証方法は、前記セッション鍵（ｋ₀）によって片側認証または相互認証を行うためのチャレンジ・レスポンス法である、請求項２１〜２５のいずれか１項に記載の方法。
27. コンピュータまたはマイクロコンピュータ上で動作する場合のコンピュータプログラムが、請求項２１〜２６のいずれか１項に記載の方法を実行するためのものである、コンピュータプログラム。

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