JPH06188877A - 暗号化システム - Google Patents
暗号化システムInfo
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- JPH06188877A JPH06188877A JP4267808A JP26780892A JPH06188877A JP H06188877 A JPH06188877 A JP H06188877A JP 4267808 A JP4267808 A JP 4267808A JP 26780892 A JP26780892 A JP 26780892A JP H06188877 A JPH06188877 A JP H06188877A
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- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- 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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- H04K—SECRET COMMUNICATION; JAMMING OF COMMUNICATION
- H04K1/00—Secret communication
- H04K1/02—Secret communication by adding a second signal to make the desired signal unintelligible
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- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
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- 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
- H04L9/3271—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 challenge-response
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- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
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- Engineering & Computer Science (AREA)
- Computer Security & Cryptography (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Mobile Radio Communication Systems (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】 セルラー電話システムにおける暗号システム
において、可変長の元メッセージを、８ビットマイクロ
コンピュータによって簡単に暗号化及び解読を行うこと
が可能な、比較的安全な、自己転換、対称キー暗号シス
テムを提供することを目的とする。 【構成】 ８ビットマイクロコンピュータで効率よく実
効可能な、比較的安全で、自己転換、対称キー暗号シス
テムによるキー暗号システムに関する。本暗号システム
は、セルラー電話への応用に特に適している。本暗号シ
ステムは、３つの段階から構成される：１）自動キー暗
号化、２）第１段階で暗号化されたメッセージの一部か
ら導出されたキーを用いた、１回限り暗号通信法の利
用、３）第１とは逆の第２の自動キー解読からなる。
において、可変長の元メッセージを、８ビットマイクロ
コンピュータによって簡単に暗号化及び解読を行うこと
が可能な、比較的安全な、自己転換、対称キー暗号シス
テムを提供することを目的とする。 【構成】 ８ビットマイクロコンピュータで効率よく実
効可能な、比較的安全で、自己転換、対称キー暗号シス
テムによるキー暗号システムに関する。本暗号システム
は、セルラー電話への応用に特に適している。本暗号シ
ステムは、３つの段階から構成される：１）自動キー暗
号化、２）第１段階で暗号化されたメッセージの一部か
ら導出されたキーを用いた、１回限り暗号通信法の利
用、３）第１とは逆の第２の自動キー解読からなる。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、暗号化方法に関し、セ
ルラ電話における通信のプライバシー確保のための暗号
システムに関する。
ルラ電話における通信のプライバシー確保のための暗号
システムに関する。
【０００２】
【従来の技術】従来の電話においては、各電話セット
（ファックス、モデム等）は、ローカルセントラルオフ
ィスの交換機の１つのポートに、物理的に接続される。
接続は、与えられた電話線あるいは電話線の指定のチャ
ネルを介して行われる。電話線の接続はサービス提供者
（通常は通信事業者）によって行われ、従ってサービス
提供者は、チャネルの通話が加入者によるものであるこ
とを確信できる。一方、無線電話での加入者の認証は不
確かなものである。
（ファックス、モデム等）は、ローカルセントラルオフ
ィスの交換機の１つのポートに、物理的に接続される。
接続は、与えられた電話線あるいは電話線の指定のチャ
ネルを介して行われる。電話線の接続はサービス提供者
（通常は通信事業者）によって行われ、従ってサービス
提供者は、チャネルの通話が加入者によるものであるこ
とを確信できる。一方、無線電話での加入者の認証は不
確かなものである。
【０００３】米国における現在のセルラ電話構成では、
加入者が呼び出しを行うと、課金のためそのセルラ電話
がサービス提供者に発信者の身元を通知する。この情報
は暗号化されていない。第３者がその時点で盗聴する
と、加入者の身元情報が得られてしまう。この情報に
は、加入者の電話番号、加入者の装置の電気シリアル番
号（ＥＳＮ）が含まれている。従って、盗聴者はそのセ
ルラ電話をプログラムして正式な加入者になりすまし、
サービスを受けることが可能となる。あるいは、通話中
に割り込んで、送信電力を増加させることによって、サ
ービス提供者にある制御コードを送って接続に侵入する
こともできる。サービス提供者は、接続時および／ある
いは通話中の発信者の身元の確認機構を持たないため、
このような侵害は基本的に避けられない。
加入者が呼び出しを行うと、課金のためそのセルラ電話
がサービス提供者に発信者の身元を通知する。この情報
は暗号化されていない。第３者がその時点で盗聴する
と、加入者の身元情報が得られてしまう。この情報に
は、加入者の電話番号、加入者の装置の電気シリアル番
号（ＥＳＮ）が含まれている。従って、盗聴者はそのセ
ルラ電話をプログラムして正式な加入者になりすまし、
サービスを受けることが可能となる。あるいは、通話中
に割り込んで、送信電力を増加させることによって、サ
ービス提供者にある制御コードを送って接続に侵入する
こともできる。サービス提供者は、接続時および／ある
いは通話中の発信者の身元の確認機構を持たないため、
このような侵害は基本的に避けられない。
【０００４】盗聴者が身元情報を知ろうとすれば、割当
てセル内の全セルラ周波数帯を、自動的に掃引する装置
を用いることができる。従って、セルラ電話サービスの
侵害を阻止できない。また、音声信号を暗号化していな
いため、会話の内容を盗聴することができる。つまり、
セルラ電話システムにおいて効果的な保護手段が必要と
されており、利用者の認証およびプライバシー保護のた
めに、暗号化の利用が必要とされる。
てセル内の全セルラ周波数帯を、自動的に掃引する装置
を用いることができる。従って、セルラ電話サービスの
侵害を阻止できない。また、音声信号を暗号化していな
いため、会話の内容を盗聴することができる。つまり、
セルラ電話システムにおいて効果的な保護手段が必要と
されており、利用者の認証およびプライバシー保護のた
めに、暗号化の利用が必要とされる。
【０００５】
【発明が解決しようとする課題】いくつかの標準的な暗
号方法は、セルラ電話等の一般的な認証問題の解決に用
いることができるが、実際上の問題もある。まず、プラ
イベートキー暗号アルゴリズムに基づいた、従来の要求
／応答プロトコルを用いることができる。この方法で
は、加入者の移動ステーションに秘密キーが割り当てら
れ、このキーはホームシステムにも登録されている。提
供システムが加入者を認証する場合には、ホームシステ
ムに対して、その加入者の利用に関して照会を行う。ホ
ームシステムは不定期に要求を行い、加入者からのキー
を伴う要求に対して、対応する応答を行う機能を果た
す。要求および応答は提供システムによって行われ、移
動ステーションへの要求も行う。移動ステーションは、
要求とその記憶された秘密キーとを処理した結果を応答
する。提供システムは、ホームステーションおよび移動
ステーションからの応答を比較し、一致した場合に認証
されたと見なす。
号方法は、セルラ電話等の一般的な認証問題の解決に用
いることができるが、実際上の問題もある。まず、プラ
イベートキー暗号アルゴリズムに基づいた、従来の要求
／応答プロトコルを用いることができる。この方法で
は、加入者の移動ステーションに秘密キーが割り当てら
れ、このキーはホームシステムにも登録されている。提
供システムが加入者を認証する場合には、ホームシステ
ムに対して、その加入者の利用に関して照会を行う。ホ
ームシステムは不定期に要求を行い、加入者からのキー
を伴う要求に対して、対応する応答を行う機能を果た
す。要求および応答は提供システムによって行われ、移
動ステーションへの要求も行う。移動ステーションは、
要求とその記憶された秘密キーとを処理した結果を応答
する。提供システムは、ホームステーションおよび移動
ステーションからの応答を比較し、一致した場合に認証
されたと見なす。
【０００６】この方法の問題点は、提供システムが発信
時の認証の際に、十分早くホームシステムに接続するこ
とができず、ホームシステムのデータベースソフトウェ
アが加入者の秘密キーを調べ、要求／応答ペアを構成す
ることを短期間に行うことができない点である。ネット
ワークあるいはソフトウェアの数秒の遅延は、加入者が
発信する際に、受話器を持ち上げてからダイヤルトーン
が聞こえるまでのデッドタイムを増し、さらに（セルラ
提供者の現在用いている制御ネットワークおよび交換装
置によって）遅延時間が増す。現状では、そのような遅
延は許容されない。
時の認証の際に、十分早くホームシステムに接続するこ
とができず、ホームシステムのデータベースソフトウェ
アが加入者の秘密キーを調べ、要求／応答ペアを構成す
ることを短期間に行うことができない点である。ネット
ワークあるいはソフトウェアの数秒の遅延は、加入者が
発信する際に、受話器を持ち上げてからダイヤルトーン
が聞こえるまでのデッドタイムを増し、さらに（セルラ
提供者の現在用いている制御ネットワークおよび交換装
置によって）遅延時間が増す。現状では、そのような遅
延は許容されない。
【０００７】パブリックキー暗号システムは、認証問題
を解決するもう一つの標準的な方法である。一般的に、
各移動ステーションはサービス提供者のパブリックキー
によって、“パブリックキー証書”が与えられ、その移
動ステーションがサービス提供者の合法的な利用者であ
ることを示す。さらに、各移動局に秘密データ（プライ
ベートキー）が与えられ、証書と同時に第３者に合法的
な利用者であることを示すのに用いられる。
を解決するもう一つの標準的な方法である。一般的に、
各移動ステーションはサービス提供者のパブリックキー
によって、“パブリックキー証書”が与えられ、その移
動ステーションがサービス提供者の合法的な利用者であ
ることを示す。さらに、各移動局に秘密データ（プライ
ベートキー）が与えられ、証書と同時に第３者に合法的
な利用者であることを示すのに用いられる。
【０００８】例として、サービス提供者はＲＳＡキーペ
ア（Ｆ，Ｇ）を、Ｆをプライベート、Ｇをパブリックと
して有する。サービス提供者は各移動局に、そのＲＳＡ
キーの独自のペア（Ｄ，Ｅ）を、Ｆ（Ｅ）（提供者のプ
ライベートキーＦを用いて移動局のパブリックキーＥを
暗号化したもの）と共に与える。移動局は、提供システ
ムに、（Ｅ，Ｆ（Ｅ））を送ることによってその身元を
提示する。提供システムでは、Ｆ（Ｅ）にＧを用いてＥ
を得る。提供システムは要求Ｘを生成し、移動局のパブ
リックキーＥを用いて暗号化してＥ（Ｘ）を得て、それ
を移動局へ送る。移動局は、Ｅ（Ｘ）にプライベートキ
ーＤを用いてＸを得て、解読した状態でそれを応答とし
て提供システムへ返送する。
ア（Ｆ，Ｇ）を、Ｆをプライベート、Ｇをパブリックと
して有する。サービス提供者は各移動局に、そのＲＳＡ
キーの独自のペア（Ｄ，Ｅ）を、Ｆ（Ｅ）（提供者のプ
ライベートキーＦを用いて移動局のパブリックキーＥを
暗号化したもの）と共に与える。移動局は、提供システ
ムに、（Ｅ，Ｆ（Ｅ））を送ることによってその身元を
提示する。提供システムでは、Ｆ（Ｅ）にＧを用いてＥ
を得る。提供システムは要求Ｘを生成し、移動局のパブ
リックキーＥを用いて暗号化してＥ（Ｘ）を得て、それ
を移動局へ送る。移動局は、Ｅ（Ｘ）にプライベートキ
ーＤを用いてＸを得て、解読した状態でそれを応答とし
て提供システムへ返送する。
【０００９】この問題について、処理あるいはデータ伝
送量を減少させる改良例もあるが、セルラ電話で現在用
いられているハードウェアにおいて、数秒以下で効率的
に実行できる、パブリックキー認証方法は存在しない。
認証時には、提供システムとホームシステム間でのネッ
トワークの接続性は必要とされないが、従来方法での時
間的な制限が問題となるように、パブリックキー方法で
も同様の制約が生じる。
送量を減少させる改良例もあるが、セルラ電話で現在用
いられているハードウェアにおいて、数秒以下で効率的
に実行できる、パブリックキー認証方法は存在しない。
認証時には、提供システムとホームシステム間でのネッ
トワークの接続性は必要とされないが、従来方法での時
間的な制限が問題となるように、パブリックキー方法で
も同様の制約が生じる。
【００１０】
【課題を解決するための手段】本発明では、可変長の元
メッセージを、８ビットマイクロコンピュータによって
簡単に暗号化および解読を行うことが可能である。本発
明は、比較的安全な、自己転換、対称キー暗号システム
で、３段階から構成される。第１段階は、元テキストの
自動キー暗号化である。第２段階は、自己転換暗号化
で、暗号キーは第１段階で暗号化されたメッセージの一
部から導出される。第３段階は、第２の自動キー解読
で、第１段階の自動キー暗号化に対応する。
メッセージを、８ビットマイクロコンピュータによって
簡単に暗号化および解読を行うことが可能である。本発
明は、比較的安全な、自己転換、対称キー暗号システム
で、３段階から構成される。第１段階は、元テキストの
自動キー暗号化である。第２段階は、自己転換暗号化
で、暗号キーは第１段階で暗号化されたメッセージの一
部から導出される。第３段階は、第２の自動キー解読
で、第１段階の自動キー暗号化に対応する。
【００１１】
【実施例】移動セルラ電話システムでは、多数の移動電
話、少数のセルラ無線提供者（各提供者が複数の基地局
を有する）、複数の交換ネットワーク提供者（通信事業
者）から構成される。セルラ無線提供者と通信事業者
は、セルラ電話加入者によって、セルラおよび非セルラ
両者の電話加入者との通話を可能にするように組合せら
れる。図１に概略の構成を示すように、通信事業者Ｉお
よびＩＩは、交換機１０−１４を有する交換ネットワー
クを形成して結合される。固定局ユニット２０および２
１は交換機１０に接続され、移動局ユニット２２および
２３は不特定位置で、基地局３０−４０は交換機１０−
１４に接続される。基地局３０−３４は提供者１、基地
局３５および３６は提供者２、基地局３７は提供者４、
基地局３８−４０は提供者３にそれぞれ属する。本発明
の目的では、基地局は複数の送信器を有するセルと同じ
意味である。セルの集合体は、図１の基地局３０、３１
および３２のように、地理上のセルラサービスエリア
（ＣＧＳＡ）を形成する。
話、少数のセルラ無線提供者（各提供者が複数の基地局
を有する）、複数の交換ネットワーク提供者（通信事業
者）から構成される。セルラ無線提供者と通信事業者
は、セルラ電話加入者によって、セルラおよび非セルラ
両者の電話加入者との通話を可能にするように組合せら
れる。図１に概略の構成を示すように、通信事業者Ｉお
よびＩＩは、交換機１０−１４を有する交換ネットワー
クを形成して結合される。固定局ユニット２０および２
１は交換機１０に接続され、移動局ユニット２２および
２３は不特定位置で、基地局３０−４０は交換機１０−
１４に接続される。基地局３０−３４は提供者１、基地
局３５および３６は提供者２、基地局３７は提供者４、
基地局３８−４０は提供者３にそれぞれ属する。本発明
の目的では、基地局は複数の送信器を有するセルと同じ
意味である。セルの集合体は、図１の基地局３０、３１
および３２のように、地理上のセルラサービスエリア
（ＣＧＳＡ）を形成する。
【００１２】各移動局ユニットは、そのユニット固有の
電気シリアル番号（ＥＳＮ）を有する。ＥＳＮ番号はユ
ニットの製造時に、製造者によって割り当てられ（例え
ば、ＲＯＭ内に）、アクセスはできるが変更はできな
い。
電気シリアル番号（ＥＳＮ）を有する。ＥＳＮ番号はユ
ニットの製造時に、製造者によって割り当てられ（例え
ば、ＲＯＭ内に）、アクセスはできるが変更はできな
い。
【００１３】利用者がその移動電話ユニットのサービス
アカウントを申請すると、サービス提供者は利用者に、
電話番号（ＭＩＮ１呼称）、エリアコード（ＭＩＮ２呼
称）、“秘密キー”（Ａキー）を割り当てる。ＭＩＮ１
およびＭＩＮ２呼称は提供者のＣＧＳＡに関連し、図１
の構成の全基地局は、特定のＭＩＮ２およびＭＩＮ１ペ
アの属するＣＧＳＡを識別することができる。Ａキー
は、利用者装置および提供者のＣＧＳＡプロセッサ（図
１には示さず）だけが知っている。ＣＧＳＡプロセッサ
は、ユニットのＥＳＮ、Ａキー、ＭＩＮ１およびＭＩＮ
２呼称の他、サービス提供者の必要な情報を保持してい
る。
アカウントを申請すると、サービス提供者は利用者に、
電話番号（ＭＩＮ１呼称）、エリアコード（ＭＩＮ２呼
称）、“秘密キー”（Ａキー）を割り当てる。ＭＩＮ１
およびＭＩＮ２呼称は提供者のＣＧＳＡに関連し、図１
の構成の全基地局は、特定のＭＩＮ２およびＭＩＮ１ペ
アの属するＣＧＳＡを識別することができる。Ａキー
は、利用者装置および提供者のＣＧＳＡプロセッサ（図
１には示さず）だけが知っている。ＣＧＳＡプロセッサ
は、ユニットのＥＳＮ、Ａキー、ＭＩＮ１およびＭＩＮ
２呼称の他、サービス提供者の必要な情報を保持してい
る。
【００１４】ＭＩＮ１呼称およびＡキーがインストール
され、ＣＧＳＡプロセッサが、移動局ユニットに特定の
ランダムシーケンス（ＲＡＮＤＳＳＤ）を送信し、“共
有秘密データ”（ＳＳＤ）の作成を指示することによっ
て、利用者のユニットが初期化される。（ＣＧＳＡは、
ＲＡＮＤＳＳＤおよびＳＳＤフィールドの生成を、移動
局ユニットの存在するセルの基地局を通して送信す
る。）ＳＳＤフィールドの作成は図２に示されるプロト
コルに従う。
され、ＣＧＳＡプロセッサが、移動局ユニットに特定の
ランダムシーケンス（ＲＡＮＤＳＳＤ）を送信し、“共
有秘密データ”（ＳＳＤ）の作成を指示することによっ
て、利用者のユニットが初期化される。（ＣＧＳＡは、
ＲＡＮＤＳＳＤおよびＳＳＤフィールドの生成を、移動
局ユニットの存在するセルの基地局を通して送信す
る。）ＳＳＤフィールドの作成は図２に示されるプロト
コルに従う。
【００１５】図１の構成では、各基地局は、あらかじめ
割り当てられたチャネルのいくつかを用いて、そのセル
内の全てのユニットに情報を送信する（送信バンド）。
さらに、各移動局ユニットに対して、相互に確認した、
（一時的に）割り当てられたチャネルによって、双方向
通信を確保する。基地局と移動局ユニットで、通信チャ
ネルの確認を行う方法は、本発明には重要でないため、
ここでは詳しく述べない。例としては、移動局ユニット
が全チャネルをスキャンし開きチャネルを選択する方法
が考えられる。その後基地局へ、そのＭＩＮ２およびＭ
ＩＮ１呼称を送信し（元テキストあるいはパブリックキ
ーによって暗号化されたもののいづれか）、基地局に認
証プロセスの開始を許可する。認証通信が確立される
と、基地局は移動局を他のチャネルへスイッチしても良
い。
割り当てられたチャネルのいくつかを用いて、そのセル
内の全てのユニットに情報を送信する（送信バンド）。
さらに、各移動局ユニットに対して、相互に確認した、
（一時的に）割り当てられたチャネルによって、双方向
通信を確保する。基地局と移動局ユニットで、通信チャ
ネルの確認を行う方法は、本発明には重要でないため、
ここでは詳しく述べない。例としては、移動局ユニット
が全チャネルをスキャンし開きチャネルを選択する方法
が考えられる。その後基地局へ、そのＭＩＮ２およびＭ
ＩＮ１呼称を送信し（元テキストあるいはパブリックキ
ーによって暗号化されたもののいづれか）、基地局に認
証プロセスの開始を許可する。認証通信が確立される
と、基地局は移動局を他のチャネルへスイッチしても良
い。
【００１６】本発明による移動電話システムでの呼び出
しの確立と保持方法では、認証プロセスは会話中に多数
回行われる。従って、認証プロセスは比較的安全で簡単
に行うことができる。設計を簡単にし導入費用を抑える
ために、移動局ユニットおよび基地局の両方で同じプロ
セスを用いるべきである。
しの確立と保持方法では、認証プロセスは会話中に多数
回行われる。従って、認証プロセスは比較的安全で簡単
に行うことができる。設計を簡単にし導入費用を抑える
ために、移動局ユニットおよび基地局の両方で同じプロ
セスを用いるべきである。
【００１７】多くの認証プロセスは、プロセスを行うた
めに、ハッシング機能あるいは一方向機能を用いる。ハ
ッシング機能は、“秘密キー”をサインに変換する、多
対一のマッピングを実行する。以下に、簡単で、速く、
効果的で、柔軟性のあるハッシング機能の一例を示す。
これは、本発明の認証プロセスに好都合であるが、他の
ハッシング機能を用いることもできる。
めに、ハッシング機能あるいは一方向機能を用いる。ハ
ッシング機能は、“秘密キー”をサインに変換する、多
対一のマッピングを実行する。以下に、簡単で、速く、
効果的で、柔軟性のあるハッシング機能の一例を示す。
これは、本発明の認証プロセスに好都合であるが、他の
ハッシング機能を用いることもできる。
【００１８】ジャンブルプロセス ジャンブルプロセスでは、ｄの“秘密”データワードｂ
（ｉ）の“サイン”を、ｋワードのキーｘ（ｊ）によっ
て生成する。ここで、ｄ，ｉ，ｊ，およびｋは整数であ
る。“サイン”の生成プロセスは、１回に一つのデータ
ワードを実行する。この説明のために、ジャンブルプロ
セスで操作するワードが８ビット長（０から２５６の範
囲）であるとするが、他のワードサイズでも実行でき
る。“秘密”データブロック長を、鋸歯状波関数に用い
て、 ｓd（ｔ）＝ｔ ０≦ｔ≦ｄ−１ ｓd（ｔ）＝２ｄ−２−ｔ ｄ≦ｔ≦２ｄ−３ ｓd（ｔ）＝ｓd（ｔ＋２ｄ−２） （全ｔに対して） とする。この関数は、ｚ＝０およびｉ＝０から始め、０
≦６ｄ−５の範囲で連続的に増加する整数ｉに対する以
下のプロセスで用いられ、ａ）ｂ（ｓd（ｉ））を、ｂ
（ｓd（ｉ））ｂ（ｓd（ｉ））＋ｘ（ｉk）＋ＳＢＯＸ
（ｚ）ｍｏｄ２５６によって更新し、ここで、ｉkはｉ
ｍｏｄ ｋ、ＳＢＯＸ（ｚ）＝ｙ＋［ｙ／２０４８］
ｍｏｄ２５６、ｙ＝（ｚ＃１６）（ｚ＋１１１）（ｚ）
とし、［ｙ／２０４８］はｙを２０４８で割った整数部
を示し、＃はビット排他ＯＲ関数である；ｂ）ｚを、ｚ
＝ｚ＋ｂ（ｓd（ｉ））ｍｏｄ２５６によって更新す
る。
（ｉ）の“サイン”を、ｋワードのキーｘ（ｊ）によっ
て生成する。ここで、ｄ，ｉ，ｊ，およびｋは整数であ
る。“サイン”の生成プロセスは、１回に一つのデータ
ワードを実行する。この説明のために、ジャンブルプロ
セスで操作するワードが８ビット長（０から２５６の範
囲）であるとするが、他のワードサイズでも実行でき
る。“秘密”データブロック長を、鋸歯状波関数に用い
て、 ｓd（ｔ）＝ｔ ０≦ｔ≦ｄ−１ ｓd（ｔ）＝２ｄ−２−ｔ ｄ≦ｔ≦２ｄ−３ ｓd（ｔ）＝ｓd（ｔ＋２ｄ−２） （全ｔに対して） とする。この関数は、ｚ＝０およびｉ＝０から始め、０
≦６ｄ−５の範囲で連続的に増加する整数ｉに対する以
下のプロセスで用いられ、ａ）ｂ（ｓd（ｉ））を、ｂ
（ｓd（ｉ））ｂ（ｓd（ｉ））＋ｘ（ｉk）＋ＳＢＯＸ
（ｚ）ｍｏｄ２５６によって更新し、ここで、ｉkはｉ
ｍｏｄ ｋ、ＳＢＯＸ（ｚ）＝ｙ＋［ｙ／２０４８］
ｍｏｄ２５６、ｙ＝（ｚ＃１６）（ｚ＋１１１）（ｚ）
とし、［ｙ／２０４８］はｙを２０４８で割った整数部
を示し、＃はビット排他ＯＲ関数である；ｂ）ｚを、ｚ
＝ｚ＋ｂ（ｓd（ｉ））ｍｏｄ２５６によって更新す
る。
【００１９】上記のプロセスでは、データとキーの間に
明確な区別は無いことが分かる。従って、認証に用いら
れるどの符号列も、上記のプロセスでキーとして用いら
れる部分を有することができる。逆に、キーと結合され
たデータワードは、“認証”符号列と考えられる。各ワ
ードｂ（ｉ）は、０≦ｉ＜ｄ−１で１回に一つそれぞれ
分割され、ハッシングを“適切”に行うことができる。
ハッシングプロセス自体には、余分のバッファは必要と
されない。
明確な区別は無いことが分かる。従って、認証に用いら
れるどの符号列も、上記のプロセスでキーとして用いら
れる部分を有することができる。逆に、キーと結合され
たデータワードは、“認証”符号列と考えられる。各ワ
ードｂ（ｉ）は、０≦ｉ＜ｄ−１で１回に一つそれぞれ
分割され、ハッシングを“適切”に行うことができる。
ハッシングプロセス自体には、余分のバッファは必要と
されない。
【００２０】上述のプロセスで必要とされる操作は、シ
フト（２０４８による割り算）、切捨て（［］関数およ
びｍｏｄ２５６関数）、加算、乗算、およびビット排他
ＯＲ関数であるため、基本的な従来のプロセッサで簡単
に実行できる。
フト（２０４８による割り算）、切捨て（［］関数およ
びｍｏｄ２５６関数）、加算、乗算、およびビット排他
ＯＲ関数であるため、基本的な従来のプロセッサで簡単
に実行できる。
【００２１】図２のＳＳＤフィールドの初期プロセスに
戻って、ＲＡＮＤＳＳＤシーケンスおよび新規のＳＳＤ
フィールド（図２の矢印）の作成指示が移動ステーショ
ンで受信されると、図３に従って新規のＳＳＤフィール
ドが生成される。移動局ユニットは、ＥＳＮ呼称、Ａキ
ー、ＲＡＮＤＳＳＤシーケンスを結合して認証符号列を
形成する。認証符号列はジャンブルブロック１０１（前
述）へ導かれ、ＳＳＤフィールドを出力する。ＳＳＤフ
ィールドは２つのサブフィールドから構成される：認証
手順の補助に用いられるＳＳＤ−Ａサブフィールド、お
よび音声プライバシー手順およびある信号メッセージ
（後述）の暗号化を補助に用いられるＳＳＤ−Ｂサブフ
ィールドである。多数のＳＳＤサブフィールドが生成さ
れる。全ビット数を多くする必要がある場合には、デー
タビット数の多いものから始めればよい。以下に述べる
ように、これは通常必要とされることはない。
戻って、ＲＡＮＤＳＳＤシーケンスおよび新規のＳＳＤ
フィールド（図２の矢印）の作成指示が移動ステーショ
ンで受信されると、図３に従って新規のＳＳＤフィール
ドが生成される。移動局ユニットは、ＥＳＮ呼称、Ａキ
ー、ＲＡＮＤＳＳＤシーケンスを結合して認証符号列を
形成する。認証符号列はジャンブルブロック１０１（前
述）へ導かれ、ＳＳＤフィールドを出力する。ＳＳＤフ
ィールドは２つのサブフィールドから構成される：認証
手順の補助に用いられるＳＳＤ−Ａサブフィールド、お
よび音声プライバシー手順およびある信号メッセージ
（後述）の暗号化を補助に用いられるＳＳＤ−Ｂサブフ
ィールドである。多数のＳＳＤサブフィールドが生成さ
れる。全ビット数を多くする必要がある場合には、デー
タビット数の多いものから始めればよい。以下に述べる
ように、これは通常必要とされることはない。
【００２２】ホームＣＧＳＡプロセッサは、受信された
ＭＩＮ２およびＭＩＮ１呼称の割り当てられた移動局ユ
ニットのＥＳＮおよびＡキーを知っている。また、送信
したＲＡＮＤＳＳＤシーケンスも知っている。従って、
ホームＣＧＳＡプロセッサでは、移動局ユニットのＳＳ
Ｄフィールド生成プロセスを複製する。ＲＡＮＤＳＳＤ
信号を、ＥＳＮ呼称およびＡキー、前述のジャンブルプ
ロセスと結合することによって、ＣＧＳＡプロセッサは
新規のＳＳＤフィールドを生成し、それをＳＳＤ−Ａお
よびＳＳＤ−Ｂのサブフィールドに分割する。しかし、
ホームプロセッサで生成されたＳＳＤフィールドは検証
されねばならない。
ＭＩＮ２およびＭＩＮ１呼称の割り当てられた移動局ユ
ニットのＥＳＮおよびＡキーを知っている。また、送信
したＲＡＮＤＳＳＤシーケンスも知っている。従って、
ホームＣＧＳＡプロセッサでは、移動局ユニットのＳＳ
Ｄフィールド生成プロセスを複製する。ＲＡＮＤＳＳＤ
信号を、ＥＳＮ呼称およびＡキー、前述のジャンブルプ
ロセスと結合することによって、ＣＧＳＡプロセッサは
新規のＳＳＤフィールドを生成し、それをＳＳＤ−Ａお
よびＳＳＤ−Ｂのサブフィールドに分割する。しかし、
ホームプロセッサで生成されたＳＳＤフィールドは検証
されねばならない。
【００２３】図２のように、ＳＳＤフィールドの検証は
移動局ユニットによって行われる。移動局ユニットはブ
ロック１０２においてランダム要求シーケンス（ＲＡＮ
ＤＢＳシーケンス）を生成し、サーバ基地局を通じてホ
ームＣＧＳＡプロセッサへそれを送信する。図４のよう
に、ホームＣＧＳＡプロセッサは、要求ＲＡＮＤＢＳシ
ーケンス、移動局ユニットのＥＳＮ、ＭＩＮ１呼称、新
規生成されたＳＳＤ−Ａを結合し、ジャンブルプロセス
で用いられる認証符号列を形成する。この例では、ジャ
ンブルプロセスは、移動局へ送られる分割された認証信
号ＡＵＴＨＢＳを生成する。移動局はまた、ＲＡＮＤＢ
Ｓシーケンス、ＥＳＮ呼称、ＭＩＮ１呼称、新規生成さ
れたＳＳＤ−Ａを結合し、ジャンブルプロセスで用いら
れる認証符号列を形成する。移動局は、そのジャンブル
プロセスの結果と、ホームＣＧＳＡプロセッサからの分
割された認証信号（ＡＵＴＨＢＳ）とを比較する。比較
ステップ（ブロック１０４）で一致すると、移動局は、
ＳＳＤフィールドの更新に成功したことを示す確認メッ
セージを、ホームＣＧＳＡプロセッサへ送る。一致しな
い場合には、その比較結果を移動局が送信する。
移動局ユニットによって行われる。移動局ユニットはブ
ロック１０２においてランダム要求シーケンス（ＲＡＮ
ＤＢＳシーケンス）を生成し、サーバ基地局を通じてホ
ームＣＧＳＡプロセッサへそれを送信する。図４のよう
に、ホームＣＧＳＡプロセッサは、要求ＲＡＮＤＢＳシ
ーケンス、移動局ユニットのＥＳＮ、ＭＩＮ１呼称、新
規生成されたＳＳＤ−Ａを結合し、ジャンブルプロセス
で用いられる認証符号列を形成する。この例では、ジャ
ンブルプロセスは、移動局へ送られる分割された認証信
号ＡＵＴＨＢＳを生成する。移動局はまた、ＲＡＮＤＢ
Ｓシーケンス、ＥＳＮ呼称、ＭＩＮ１呼称、新規生成さ
れたＳＳＤ−Ａを結合し、ジャンブルプロセスで用いら
れる認証符号列を形成する。移動局は、そのジャンブル
プロセスの結果と、ホームＣＧＳＡプロセッサからの分
割された認証信号（ＡＵＴＨＢＳ）とを比較する。比較
ステップ（ブロック１０４）で一致すると、移動局は、
ＳＳＤフィールドの更新に成功したことを示す確認メッ
セージを、ホームＣＧＳＡプロセッサへ送る。一致しな
い場合には、その比較結果を移動局が送信する。
【００２４】移動局が初期化されても、ＳＳＤフィール
ドは、ホームＣＧＳＡプロセッサが新規のＳＳＤフィー
ルドを生成することを指示するまで、そのまま保持され
る。これは例えば、ＳＳＤフィールドが処理されたこと
が認められる場合に生じる。そのような場合、ホームＣ
ＧＳＡプロセッサは移動局にもう一つのＲＡＮＤＳＳＤ
シーケンスを送り、新規のＳＳＤフィールドを生成する
ように指示する。
ドは、ホームＣＧＳＡプロセッサが新規のＳＳＤフィー
ルドを生成することを指示するまで、そのまま保持され
る。これは例えば、ＳＳＤフィールドが処理されたこと
が認められる場合に生じる。そのような場合、ホームＣ
ＧＳＡプロセッサは移動局にもう一つのＲＡＮＤＳＳＤ
シーケンスを送り、新規のＳＳＤフィールドを生成する
ように指示する。
【００２５】前述のように、セルラ電話では各基地局か
ら、そのセル内の全ての移動局ユニットのために、種々
の情報信号が送信される。図１の構成では、基地局から
送信される信号の一つは、ランダムあるいは疑似ランダ
ムシーケンス（ＲＡＮＤシーケンス）である。ＲＡＮＤ
シーケンスは、移動局ユニットで生成および送信された
信号をランダム化して、種々の認証プロセスに用いられ
る。ＲＡＮＤシーケンスは、録音／再生による妨害を防
ぐために定期的に変更されねばならない。ＲＡＮＤ信号
の待ち時間の設定方法として、予想される平均呼び出し
時間より短く設定する方法がある。従って、通常移動局
では、連続する呼び出しに対して異なったＲＡＮＤ信号
を用いることになる。
ら、そのセル内の全ての移動局ユニットのために、種々
の情報信号が送信される。図１の構成では、基地局から
送信される信号の一つは、ランダムあるいは疑似ランダ
ムシーケンス（ＲＡＮＤシーケンス）である。ＲＡＮＤ
シーケンスは、移動局ユニットで生成および送信された
信号をランダム化して、種々の認証プロセスに用いられ
る。ＲＡＮＤシーケンスは、録音／再生による妨害を防
ぐために定期的に変更されねばならない。ＲＡＮＤ信号
の待ち時間の設定方法として、予想される平均呼び出し
時間より短く設定する方法がある。従って、通常移動局
では、連続する呼び出しに対して異なったＲＡＮＤ信号
を用いることになる。
【００２６】本発明では、移動局ユニットがセルに入る
とすぐに、認証されるように基地局ユニットに登録し、
移動局からの呼び出しと、基地局からの移動局への呼び
出しが行えるようにする。移動局がサーバ基地局に登録
されると、サーバ基地局へ、ＭＩＮ１およびＭＩＮ２呼
称およびＥＳＮシーケンスを送信する。認証プロセスは
登録の際に行われ、そのプロセスを図５に示す。図５の
ように、移動局はＲＡＮＤシーケンスを受信し；ＥＳＮ
シーケンス、ＭＩＮ１呼称、ＳＳＤ−Ａサブフィールド
を結合し、ジャンブルプロセスで用いられる認証符号列
を形成する。ジャンブルプロセスの出力の、分割された
認証符号列は、ＥＳＮシーケンスと共にサーバ基地局へ
送られる。
とすぐに、認証されるように基地局ユニットに登録し、
移動局からの呼び出しと、基地局からの移動局への呼び
出しが行えるようにする。移動局がサーバ基地局に登録
されると、サーバ基地局へ、ＭＩＮ１およびＭＩＮ２呼
称およびＥＳＮシーケンスを送信する。認証プロセスは
登録の際に行われ、そのプロセスを図５に示す。図５の
ように、移動局はＲＡＮＤシーケンスを受信し；ＥＳＮ
シーケンス、ＭＩＮ１呼称、ＳＳＤ−Ａサブフィールド
を結合し、ジャンブルプロセスで用いられる認証符号列
を形成する。ジャンブルプロセスの出力の、分割された
認証符号列は、ＥＳＮシーケンスと共にサーバ基地局へ
送られる。
【００２７】ある実施例では、分割された認証符号列が
基地局へ届くまでにＲＡＮＤシーケンスが変化する可能
性があるため、移動局ユニットで用いられるＲＡＮＤシ
ーケンスの全部あるいは一部もまたサーバ基地局へ送ら
れる。
基地局へ届くまでにＲＡＮＤシーケンスが変化する可能
性があるため、移動局ユニットで用いられるＲＡＮＤシ
ーケンスの全部あるいは一部もまたサーバ基地局へ送ら
れる。
【００２８】サーバ基地局は、ＲＡＮＤシーケンスを生
成したためそれを知っている。基地局はまた、移動局ユ
ニットを識別するための、ＥＳＮ、ＭＩＮ２およびＭＩ
Ｎ１呼称をも知っている。しかし、最初の登録時には、
サーバ基地局は移動局ユニットのＳＳＤフィールドを知
らない。しかし、移動局ユニットのホームＣＧＳＡプロ
セッサを知っている（ＭＩＮ１およびＭＩＮ２呼称か
ら）ため、認証プロセスは以下のようになる。サーバ基
地局は、ホームＣＧＳＡプロセッサに、ＭＩＮ１呼称、
ＥＳＮシーケンス、移動局ユニットが送信した分割され
た認証符号列、分割された認証符号列を生成するために
移動局ユニットが用いたＲＡＮＤシーケンスを送信す
る。移動局ユニットのＭＩＮ１呼称およびＥＳＮシーケ
ンスから、ホームＣＧＳＡプロセッサは、移動局ユニッ
トのＳＳＤ−Ａサブフィールドを知り、前述のように認
証符号列を生成し、ジャンブルプロセスへ導く。ホーム
ＣＧＳＡプロセッサによって生成された分割された認証
符号列が、移動局ユニットによって生成され、サーバ基
地局から送られた分割された認証符号列と一致する場合
には、検証は成功したと見なされる。この場合、ホーム
ＣＧＳＡプロセッサは、サーバ基地局にユニットのＳＳ
Ｄフィールドを与える。ＥＳＮ呼称およびＳＳＤフィー
ルドの安全を確保するために、基地局とＣＧＳＡプロセ
ッサ間の通信は暗号形式で行われる。
成したためそれを知っている。基地局はまた、移動局ユ
ニットを識別するための、ＥＳＮ、ＭＩＮ２およびＭＩ
Ｎ１呼称をも知っている。しかし、最初の登録時には、
サーバ基地局は移動局ユニットのＳＳＤフィールドを知
らない。しかし、移動局ユニットのホームＣＧＳＡプロ
セッサを知っている（ＭＩＮ１およびＭＩＮ２呼称か
ら）ため、認証プロセスは以下のようになる。サーバ基
地局は、ホームＣＧＳＡプロセッサに、ＭＩＮ１呼称、
ＥＳＮシーケンス、移動局ユニットが送信した分割され
た認証符号列、分割された認証符号列を生成するために
移動局ユニットが用いたＲＡＮＤシーケンスを送信す
る。移動局ユニットのＭＩＮ１呼称およびＥＳＮシーケ
ンスから、ホームＣＧＳＡプロセッサは、移動局ユニッ
トのＳＳＤ−Ａサブフィールドを知り、前述のように認
証符号列を生成し、ジャンブルプロセスへ導く。ホーム
ＣＧＳＡプロセッサによって生成された分割された認証
符号列が、移動局ユニットによって生成され、サーバ基
地局から送られた分割された認証符号列と一致する場合
には、検証は成功したと見なされる。この場合、ホーム
ＣＧＳＡプロセッサは、サーバ基地局にユニットのＳＳ
Ｄフィールドを与える。ＥＳＮ呼称およびＳＳＤフィー
ルドの安全を確保するために、基地局とＣＧＳＡプロセ
ッサ間の通信は暗号形式で行われる。
【００２９】移動局ユニットが（前述のプロセスによっ
て）サーバ基地局で認証されると、サーバ基地局は移動
局ユニットのＥＳＮおよびＳＳＤフィールドを所有し、
そのセル内のその後の認証プロセスはサーバ基地局内
で、ホームＣＧＳＡプロセッサを参照することなく進め
ることができる。ＳＳＤフィールドを更新する際には、
ホームＣＧＳＡプロセッサおよび移動局ユニット間で通
信し、基地局はそれらの間を取り持つだけとなる。つま
り、ホームＣＧＳＡプロセッサは、ＲＡＮＤＳＳＤシー
ケンスを生成し、ＲＡＮＤＳＳＤシーケンスに基づいて
ＳＳＤフィールドを更新し、サーバ基地局にＲＡＮＤＳ
ＳＤシーケンスおよび新規に生成されたＳＳＤフィール
ドを与え、サーバ基地局は、移動局ユニットに、そのＳ
ＳＤフィールドを更新しサーバ基地局に要求を送るよう
に指示し、ＡＵＴＨＢＳ符号列（前述）を生成し、それ
を移動局ユニットへ送り、移動局ユニットはＡＵＴＨＢ
Ｓ符号列を検証し、サーバ基地局へ、移動局ユニットお
よびサーバ基地局が同じＳＳＤフィールドを有すること
を通知する。
て）サーバ基地局で認証されると、サーバ基地局は移動
局ユニットのＥＳＮおよびＳＳＤフィールドを所有し、
そのセル内のその後の認証プロセスはサーバ基地局内
で、ホームＣＧＳＡプロセッサを参照することなく進め
ることができる。ＳＳＤフィールドを更新する際には、
ホームＣＧＳＡプロセッサおよび移動局ユニット間で通
信し、基地局はそれらの間を取り持つだけとなる。つま
り、ホームＣＧＳＡプロセッサは、ＲＡＮＤＳＳＤシー
ケンスを生成し、ＲＡＮＤＳＳＤシーケンスに基づいて
ＳＳＤフィールドを更新し、サーバ基地局にＲＡＮＤＳ
ＳＤシーケンスおよび新規に生成されたＳＳＤフィール
ドを与え、サーバ基地局は、移動局ユニットに、そのＳ
ＳＤフィールドを更新しサーバ基地局に要求を送るよう
に指示し、ＡＵＴＨＢＳ符号列（前述）を生成し、それ
を移動局ユニットへ送り、移動局ユニットはＡＵＴＨＢ
Ｓ符号列を検証し、サーバ基地局へ、移動局ユニットお
よびサーバ基地局が同じＳＳＤフィールドを有すること
を通知する。
【００３０】図６に示すように、サーバ基地局によって
登録されると、移動局ユニットは発信することができ
る。発信シーケンスでは、ＲＡＮＤ、ＥＳＮ、ＳＳＤ−
Ａ信号、受信者を識別する（電話）番号を結合する。結
合された信号は、サーバ基地局で検証できる、分割され
た認証シーケンスのために、ジャンブルプロセスへ送ら
れる。基地局で検証できるように、受信者の識別番号
（および前述のＲＡＮＤ信号の一部）は基地局で受信で
きるような状態、つまり元テキストでも送信されねばな
らない。認証シーケンスが検証されると、基地局は発信
を処理し、受信者との接続を行う。
登録されると、移動局ユニットは発信することができ
る。発信シーケンスでは、ＲＡＮＤ、ＥＳＮ、ＳＳＤ−
Ａ信号、受信者を識別する（電話）番号を結合する。結
合された信号は、サーバ基地局で検証できる、分割され
た認証シーケンスのために、ジャンブルプロセスへ送ら
れる。基地局で検証できるように、受信者の識別番号
（および前述のＲＡＮＤ信号の一部）は基地局で受信で
きるような状態、つまり元テキストでも送信されねばな
らない。認証シーケンスが検証されると、基地局は発信
を処理し、受信者との接続を行う。
【００３１】移動局ユニットが“受信者”である場合の
接続プロトコルは、図５の登録プロトコルに従う。つま
り、サーバ基地局が呼び出された移動局に、ＲＡＮＤシ
ーケンス、ＥＳＮ呼称、ＭＩＮ１呼称およびＳＳＤ−Ａ
サブフィールドから生成された認証シーケンスを送信す
るように要求する。認証されると、基地局と受信者の移
動局ユニット間に経路が設定され、発信した移動局（あ
るいは固定局）とのデータのやり取りを行えるようにす
る。
接続プロトコルは、図５の登録プロトコルに従う。つま
り、サーバ基地局が呼び出された移動局に、ＲＡＮＤシ
ーケンス、ＥＳＮ呼称、ＭＩＮ１呼称およびＳＳＤ−Ａ
サブフィールドから生成された認証シーケンスを送信す
るように要求する。認証されると、基地局と受信者の移
動局ユニット間に経路が設定され、発信した移動局（あ
るいは固定局）とのデータのやり取りを行えるようにす
る。
【００３２】上記の認証は（検証されることを考慮し
て）、認証されたパケットあるいは符号列それ自身に関
してのみ有効である。それ以外に安全性を高めるには、
３つの異なった追加保護手段が用いられる。これらは、
音声暗号化、不定期の再認証、制御メッセージの暗号化
である。
て）、認証されたパケットあるいは符号列それ自身に関
してのみ有効である。それ以外に安全性を高めるには、
３つの異なった追加保護手段が用いられる。これらは、
音声暗号化、不定期の再認証、制御メッセージの暗号化
である。
【００３３】音声暗号化 音声信号は第１に、デジタル形式にすることで暗号化さ
れる。これは、圧縮の有無、誤り訂正コードの有無を問
わず種々の従来方法で行うことができる。デジタル信号
のビットはＫビット毎のグループに分割され、各グルー
プが暗号化される。移動局ユニットおよび基地局におい
て、ＲＡＮＤシーケンス、ＥＳＮおよびＭＩＮ１呼称、
ＳＳＤ−Ｂサブフィールドが結合され、ジャンブルプロ
セスへ導かれる。ジャンブルプロセスでは２Ｋビットが
作られ、Ｋビット毎のグループＡおよびＢに分けられ
る。移動局ユニットのグループＡは出力音声の暗号化に
用いられ、グループＢは入力音声の解読に用いられる。
一方、基地局ではグループＡは入力音声の解読に用いら
れ、グループＢは出力音声の暗号化に用いられる。図７
に音声の暗号化および解読プロセスを示す。
れる。これは、圧縮の有無、誤り訂正コードの有無を問
わず種々の従来方法で行うことができる。デジタル信号
のビットはＫビット毎のグループに分割され、各グルー
プが暗号化される。移動局ユニットおよび基地局におい
て、ＲＡＮＤシーケンス、ＥＳＮおよびＭＩＮ１呼称、
ＳＳＤ−Ｂサブフィールドが結合され、ジャンブルプロ
セスへ導かれる。ジャンブルプロセスでは２Ｋビットが
作られ、Ｋビット毎のグループＡおよびＢに分けられ
る。移動局ユニットのグループＡは出力音声の暗号化に
用いられ、グループＢは入力音声の解読に用いられる。
一方、基地局ではグループＡは入力音声の解読に用いら
れ、グループＢは出力音声の暗号化に用いられる。図７
に音声の暗号化および解読プロセスを示す。
【００３４】再認証 基地局では、再認証プロセスによって、基地局が動作を
検知した移動局ユニットが、本当に動作を認可された移
動局ユニットであるかを確認する。これは、図８に示さ
れるように、基地局が移動局ユニットに、分割された認
証シーケンスを送信するように要求すれば良い。そのよ
うな各要求に対して、基地局は特別（ＲＡＮＤＵ）シー
ケンスを送信する。移動局ユニットは、ＲＡＮＤＵシー
ケンス、移動局ユニットのエリアコードＭＩＮ２呼称、
ＥＳＮ呼称、ＭＩＮ１呼称、ＳＳＤ−Ａ呼称を結合し
て、分割された認証シーケンスを生成する。結合された
符号列は、ジャンブルプロセスへ導かれ、その結果得ら
れた、分割された認証符号列が基地局へ送信される。こ
の地点で基地局は、分割された認証符号列が有効である
かどうかを検証する。
検知した移動局ユニットが、本当に動作を認可された移
動局ユニットであるかを確認する。これは、図８に示さ
れるように、基地局が移動局ユニットに、分割された認
証シーケンスを送信するように要求すれば良い。そのよ
うな各要求に対して、基地局は特別（ＲＡＮＤＵ）シー
ケンスを送信する。移動局ユニットは、ＲＡＮＤＵシー
ケンス、移動局ユニットのエリアコードＭＩＮ２呼称、
ＥＳＮ呼称、ＭＩＮ１呼称、ＳＳＤ−Ａ呼称を結合し
て、分割された認証シーケンスを生成する。結合された
符号列は、ジャンブルプロセスへ導かれ、その結果得ら
れた、分割された認証符号列が基地局へ送信される。こ
の地点で基地局は、分割された認証符号列が有効である
かどうかを検証する。
【００３５】制御メッセージ暗号システム 第３の安全方法では、制御メッセージを保護する。通話
中には、種々の状況において、制御メッセージを伝える
必要がある。ある場合には、制御メッセージは、発信し
た移動局あるいは基地局のどちらかに重大な悪影響を及
ぼす可能性がある。そのため、通話中に送られるある種
の制御メッセージは（十分に）暗号化されていることが
望ましい。あるいは、ある種のメッセージ形式のあるフ
ィールドを暗号化しても良い。これには、クレジットカ
ード番号のような“データ”制御メッセージおよび発信
再定義制御メッセージが含まれる。これは、制御メッセ
ージ暗号システムによって行われる。
中には、種々の状況において、制御メッセージを伝える
必要がある。ある場合には、制御メッセージは、発信し
た移動局あるいは基地局のどちらかに重大な悪影響を及
ぼす可能性がある。そのため、通話中に送られるある種
の制御メッセージは（十分に）暗号化されていることが
望ましい。あるいは、ある種のメッセージ形式のあるフ
ィールドを暗号化しても良い。これには、クレジットカ
ード番号のような“データ”制御メッセージおよび発信
再定義制御メッセージが含まれる。これは、制御メッセ
ージ暗号システムによって行われる。
【００３６】制御メッセージ暗号システム（ＣＭＣ）は
対称キー暗号システムで、以下の特徴を有する： １）比較的安全、２）８ビットコンピュータで効率良く
動作する、３）自己転換である（すなわちインボリュー
ト）。
対称キー暗号システムで、以下の特徴を有する： １）比較的安全、２）８ビットコンピュータで効率良く
動作する、３）自己転換である（すなわちインボリュー
ト）。
【００３７】ＣＭＣの暗号キーは、２５６バイトの配列
ＴＢＯＸ［ｚ］で、“秘密キー”（例ＳＳＤ−Ｂサブフ
ィールド）から以下のように導かれる：０≦ｚ＜２５６
の範囲の各ｚに対して、ＴＢＯＸ［ｚ］＝ｚと設定し、
配列ＴＢＯＸ［ｚ］および秘密キー（ＳＳＤ−Ｂ）をジ
ャンブルプロセスへ導く。これは本質的に、図７の要素
３０１、３０２および３０３に示されるものである（た
だし、図７のバイト数は２５６ではなく２Ｋである）。
ＴＢＯＸ［ｚ］で、“秘密キー”（例ＳＳＤ−Ｂサブフ
ィールド）から以下のように導かれる：０≦ｚ＜２５６
の範囲の各ｚに対して、ＴＢＯＸ［ｚ］＝ｚと設定し、
配列ＴＢＯＸ［ｚ］および秘密キー（ＳＳＤ−Ｂ）をジ
ャンブルプロセスへ導く。これは本質的に、図７の要素
３０１、３０２および３０３に示されるものである（た
だし、図７のバイト数は２５６ではなく２Ｋである）。
【００３８】キーが導かれると、ＣＭＣは制御メッセー
ジの暗号化および解読に用いることができる。あるい
は、キーの用いられる各時間に、“素早く”キーを導く
ことも可能である。ＣＭＣは複数バイトの可変長メッセ
ージの暗号化を行うことができる。ＣＭＣの動作は、自
己転換で、相互的あるいはインボリュートである。つま
り、元テキストを暗号化されたテキストから得るための
操作と、元テキストを暗号化したテキストを得るための
操作とは完全に同じである。インボリュート関数は、そ
れ自身の逆関数である（例、ｘ＝１／ｘ’，ｘ＝Ｔ（Ｔ
（ｘ’）））。従って、ＣＭＣ操作を２回行っても、バ
ッファの内容は変化しない。
ジの暗号化および解読に用いることができる。あるい
は、キーの用いられる各時間に、“素早く”キーを導く
ことも可能である。ＣＭＣは複数バイトの可変長メッセ
ージの暗号化を行うことができる。ＣＭＣの動作は、自
己転換で、相互的あるいはインボリュートである。つま
り、元テキストを暗号化されたテキストから得るための
操作と、元テキストを暗号化したテキストを得るための
操作とは完全に同じである。インボリュート関数は、そ
れ自身の逆関数である（例、ｘ＝１／ｘ’，ｘ＝Ｔ（Ｔ
（ｘ’）））。従って、ＣＭＣ操作を２回行っても、バ
ッファの内容は変化しない。
【００３９】以下の説明では、暗号化プロセス（解読プ
ロセス）では、元のテキスト（暗号化されたテキスト）
がデータバッファ内に保持され、ＣＭＣはデータバッフ
ァ内の内容を操作して、データバッファの内容が最終的
に暗号化されたテキスト（あるいは解読されたテキス
ト）を構成することを仮定する。これは、図９の要素５
０２および５０４が一つの同じレジスタで良いことを示
す。
ロセス）では、元のテキスト（暗号化されたテキスト）
がデータバッファ内に保持され、ＣＭＣはデータバッフ
ァ内の内容を操作して、データバッファの内容が最終的
に暗号化されたテキスト（あるいは解読されたテキス
ト）を構成することを仮定する。これは、図９の要素５
０２および５０４が一つの同じレジスタで良いことを示
す。
【００４０】ＣＭＣは連続する３つの段階から構成さ
れ、それぞれデータバッファ内の各バイト符号列を更新
する。全体としてのＣＭＣおよびＣＭＣの第２段階はイ
ンボリュートである。データバッファがｄバイトで、ｉ
を０≦ｉ＜ｄの範囲として、各バイトをｂ（ｉ）で表
す：ＣＭＣの第１段階は以下のようになる：ｚの初期値
を０とし、ｉを０≦ｉ＜ｄの範囲の整数として、変数ｑ
を：ｑ＝ｚ＃ｉの低位バイトとし、ここで、＃はビット
ブール排他ＯＲ演算子とし、変数ｋを：ｋ＝ＴＢＯＸ
［ｑ］とし、ｂ（ｉ）を：ｂ（ｉ）＝ｂ（ｉ）＋ｋ ｍ
ｏｄ ２５６によってアップデートし、ｚを：ｚ＝ｂ
（ｉ）＋ｚ ｍｏｄ ２５６によって更新する。ＣＭＣ
の第２段階はインボリュートで、０≦ｉ＜（ｄ−１）／
２の範囲の全てのｉに対して、ｂ（ｉ）＝ｂ（ｉ）＃
（ｂ（ｄ−１−ｉ） ＯＲ １）によって処理し、ここ
でＯＲはビットブール排他ＯＲ演算子である。ＣＭＣの
最終段階は、第１段階に対して逆となる解読プロセス
で：ｚの初期値を０とし、ｉを０≦ｉ＜ｄの範囲の整数
として、変数ｑを：ｑ＝ｚ＃ｉの低位バイトとし、変数
ｋを：ｋ＝ＴＢＯＸ［ｑ］とし、ｚを：ｚ＝ｂ（ｉ）＋
ｚ ｍｏｄ ２５６によって更新し、ｂ（ｉ）を：ｂ
（ｉ）＝ｂ（ｉ）−ｋ ｍｏｄ ２５６によって更新す
る。図９に、選択された制御およびデータメッセージの
暗号化および解読の、３段階のプロセスを示す。実施例
では、第１段階および第３段階はそれぞれ、自動キー暗
号化、解読プロセスである。自動キーシステムは、シス
テムの出力がその後のシステム出力に影響するような、
時間変化するシステムである。暗号化および自動キーシ
ステムの詳細については、W.Diffie and M.E.Hellman,
Privacy and Authentication: An Introduction to Cry
ptography, Proc. of the I.E.E.E.,Vol.67,No.3, Marc
h 1979を参照のこと。
れ、それぞれデータバッファ内の各バイト符号列を更新
する。全体としてのＣＭＣおよびＣＭＣの第２段階はイ
ンボリュートである。データバッファがｄバイトで、ｉ
を０≦ｉ＜ｄの範囲として、各バイトをｂ（ｉ）で表
す：ＣＭＣの第１段階は以下のようになる：ｚの初期値
を０とし、ｉを０≦ｉ＜ｄの範囲の整数として、変数ｑ
を：ｑ＝ｚ＃ｉの低位バイトとし、ここで、＃はビット
ブール排他ＯＲ演算子とし、変数ｋを：ｋ＝ＴＢＯＸ
［ｑ］とし、ｂ（ｉ）を：ｂ（ｉ）＝ｂ（ｉ）＋ｋ ｍ
ｏｄ ２５６によってアップデートし、ｚを：ｚ＝ｂ
（ｉ）＋ｚ ｍｏｄ ２５６によって更新する。ＣＭＣ
の第２段階はインボリュートで、０≦ｉ＜（ｄ−１）／
２の範囲の全てのｉに対して、ｂ（ｉ）＝ｂ（ｉ）＃
（ｂ（ｄ−１−ｉ） ＯＲ １）によって処理し、ここ
でＯＲはビットブール排他ＯＲ演算子である。ＣＭＣの
最終段階は、第１段階に対して逆となる解読プロセス
で：ｚの初期値を０とし、ｉを０≦ｉ＜ｄの範囲の整数
として、変数ｑを：ｑ＝ｚ＃ｉの低位バイトとし、変数
ｋを：ｋ＝ＴＢＯＸ［ｑ］とし、ｚを：ｚ＝ｂ（ｉ）＋
ｚ ｍｏｄ ２５６によって更新し、ｂ（ｉ）を：ｂ
（ｉ）＝ｂ（ｉ）−ｋ ｍｏｄ ２５６によって更新す
る。図９に、選択された制御およびデータメッセージの
暗号化および解読の、３段階のプロセスを示す。実施例
では、第１段階および第３段階はそれぞれ、自動キー暗
号化、解読プロセスである。自動キーシステムは、シス
テムの出力がその後のシステム出力に影響するような、
時間変化するシステムである。暗号化および自動キーシ
ステムの詳細については、W.Diffie and M.E.Hellman,
Privacy and Authentication: An Introduction to Cry
ptography, Proc. of the I.E.E.E.,Vol.67,No.3, Marc
h 1979を参照のこと。
【００４１】移動局ユニット装置 図１０に移動局ユニットのハードウェアのブロック図を
示す。制御ブロック２００は、セルラ電話キーパッド、
ハンドセット、ユニット電源制御スイッチ化ら構成され
る。制御ブロック２００は、プロセッサ２１０へ接続さ
れ、音声信号のデジタル化、誤り訂正コードの組み入
れ、デジタル音声信号の暗号化、入力音声信号の解読、
種々の制御メッセージの形成および暗号化（解読）等を
行うために、移動局ユニットの動作を制御する。ブロッ
ク２１０は、信号の送受信回路からなるブロック２２０
へ結合される。ブロック２００−２２０は基本的に従来
方法のブロックで、現在市販の移動電話ユニット（市販
のユニットでは暗号化および解読は行われない）の機能
を達成するものである。本発明の認証および暗号化プロ
セスのために、図８の装置にはさらに、多数のレジスタ
をプロセッサ２１０へ結合したブロック２４０が含ま
れ、“個別”モジュール２３０もプロセッサ２１０へ結
合される。モジュール２３０は、移動電話ユニットの一
部であるか、ソケットによって移動電話ユニットに着脱
可能なモジュールであっても良い。モジュールは、電磁
的にあるいは接続によってプロセッサ２１０へ接続され
る。モジュール２３０は例えば、“スマートカード”で
も良い。
示す。制御ブロック２００は、セルラ電話キーパッド、
ハンドセット、ユニット電源制御スイッチ化ら構成され
る。制御ブロック２００は、プロセッサ２１０へ接続さ
れ、音声信号のデジタル化、誤り訂正コードの組み入
れ、デジタル音声信号の暗号化、入力音声信号の解読、
種々の制御メッセージの形成および暗号化（解読）等を
行うために、移動局ユニットの動作を制御する。ブロッ
ク２１０は、信号の送受信回路からなるブロック２２０
へ結合される。ブロック２００−２２０は基本的に従来
方法のブロックで、現在市販の移動電話ユニット（市販
のユニットでは暗号化および解読は行われない）の機能
を達成するものである。本発明の認証および暗号化プロ
セスのために、図８の装置にはさらに、多数のレジスタ
をプロセッサ２１０へ結合したブロック２４０が含ま
れ、“個別”モジュール２３０もプロセッサ２１０へ結
合される。モジュール２３０は、移動電話ユニットの一
部であるか、ソケットによって移動電話ユニットに着脱
可能なモジュールであっても良い。モジュールは、電磁
的にあるいは接続によってプロセッサ２１０へ接続され
る。モジュール２３０は例えば、“スマートカード”で
も良い。
【００４２】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の多数のレジスタから
構成される。あるいは、他の実施例では、Ａキーのみを
モジュール２３０に配置しても良い。Ａキー、ＭＩＮ１
およびＭＩＮ２呼称をブロック２４０のレジスタより
は、モジュール２３０のレジスタにインストール（およ
び保持）する方が都合が良い。また、得られたＳＳＤフ
ィールドをモジュール２３０のレジスタに記憶させるの
も好都合である。プロセッサ２３１の処理を実行するの
に必要なレジスタを、モジュール２３０内に配置するこ
とが好ましい。モジュール２３０にこれらの要素を配置
することによって、利用者はモジュールを持ち運んで異
なった移動ユニットに用いることができ（例として、
“拡張”移動ユニット）、より重要な情報の多くをモジ
ュール以外に記憶させることができる。移動ユニット
は、ユニットと一体化したモジュール２３０としても良
い。そのような実施例では、ジャンブルプロセッサ２３
１はプロセッサ２１０内に組み込まれる。ブロック２４
０では、受信されるユニットのＥＳＮ呼称および種々の
ＲＡＮＤシーケンスを保持する。
サ２３１およびプロセッサ２３１の多数のレジスタから
構成される。あるいは、他の実施例では、Ａキーのみを
モジュール２３０に配置しても良い。Ａキー、ＭＩＮ１
およびＭＩＮ２呼称をブロック２４０のレジスタより
は、モジュール２３０のレジスタにインストール（およ
び保持）する方が都合が良い。また、得られたＳＳＤフ
ィールドをモジュール２３０のレジスタに記憶させるの
も好都合である。プロセッサ２３１の処理を実行するの
に必要なレジスタを、モジュール２３０内に配置するこ
とが好ましい。モジュール２３０にこれらの要素を配置
することによって、利用者はモジュールを持ち運んで異
なった移動ユニットに用いることができ（例として、
“拡張”移動ユニット）、より重要な情報の多くをモジ
ュール以外に記憶させることができる。移動ユニット
は、ユニットと一体化したモジュール２３０としても良
い。そのような実施例では、ジャンブルプロセッサ２３
１はプロセッサ２１０内に組み込まれる。ブロック２４
０では、受信されるユニットのＥＳＮ呼称および種々の
ＲＡＮＤシーケンスを保持する。
【００４３】本発明は、セルラ電話における加入者の認
証に関するものであるが、ポータブルハンドセットを用
いるパーソナル通信ネットワークも包含し、本発明の原
理は、通信の安全性が十分に確保されない場合や、偽装
者が問題となる場合にも有効である。例えば、コンピュ
ータネットワークも含まれる。
証に関するものであるが、ポータブルハンドセットを用
いるパーソナル通信ネットワークも包含し、本発明の原
理は、通信の安全性が十分に確保されない場合や、偽装
者が問題となる場合にも有効である。例えば、コンピュ
ータネットワークも含まれる。
【００４３】
【発明の効果】以上に述べたように、本発明では、セル
ラ電話システムにおける暗号システムにおいて、可変長
の元メッセージを、８ビットマイクロコンピュータによ
って簡単に暗号化および解読を行うことが可能な、比較
的安全な、自己転換、対称キー暗号システムを提供する
ことができる。
ラ電話システムにおける暗号システムにおいて、可変長
の元メッセージを、８ビットマイクロコンピュータによ
って簡単に暗号化および解読を行うことが可能な、比較
的安全な、自己転換、対称キー暗号システムを提供する
ことができる。
【図１】固定および移動電話の両方のサービスのために
相互接続された、ネットワーク提供者およびセルラ無線
提供者の構成を示す図である。
相互接続された、ネットワーク提供者およびセルラ無線
提供者の構成を示す図である。
【図２】共有秘密データフィールドの作成と同一性の検
証を行うプロセスを示す図である。
証を行うプロセスを示す図である。
【図３】共有秘密データ作成のための各要素の接続およ
び分割を示す図である。
び分割を示す図である。
【図４】検証シーケンス作成のための各要素の接続およ
び分割を示す図である。
び分割を示す図である。
【図５】移動局ユニットの送信中の登録シーケンス作成
のための各要素の接続および分割を示す図である。
のための各要素の接続および分割を示す図である。
【図６】呼び出しシーケンス作成のための各要素の接続
および分割を示す図である。
および分割を示す図である。
【図７】移動局ユニットでの音声の暗号化および解読プ
ロセスを示す図である。
ロセスを示す図である。
【図８】再認証シーケンス作成のための各要素の接続お
よび分割を示す図である。
よび分割を示す図である。
【図９】選択された制御およびデータメッセージの暗号
化および解読のための３段階のプロセスを示す図であ
る。
化および解読のための３段階のプロセスを示す図であ
る。
【図１０】移動局ユニットのハードウェアのブロック図
である。
である。
１０−１４ 交換機 ２０−２１ 固定局 ２２−２３ 移動局 ３０−４０ 基地局 １０１ ジャンブルブロック １０２ ブロック １０４ ブロック ２００ 制御ブロック ２１０ プロセッサ ２２０ ブロック ２３０ モジュール ２３１ プロセッサ ２４０ ブロック ３０１−３０３ 要素 ５０２ 要素 ５０４ 要素
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ジェームス アレクサンダー 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、サウスゲー ト ロード 127
Claims (24)
- 【請求項１】 通信システムにおいて、メッセージを表
すメッセージ信号の集合を変換する方法において、 第１の中間信号の集合を形成するために、暗号化プロセ
ス（５０５）およびキー信号の集合（５０３）によって
前記メッセージ信号の集合を暗号化するステップと、 第２の中間信号の集合を形成するために、インボリュー
ト変換（５０７）に従って前記第１中間信号の集合を変
更するステップと、 出力信号の集合を形成するために、前記暗号化プロセス
の逆である解読プロセス（５１１）によって、前記第２
中間信号の集合を解読するステップとを有し、 前記変更ステップが、前記第１中間信号の集合の第１の
部分集合に基づいた非キー変換によって、前記第１の中
間信号の集合の第２の部分集合を修正するステップから
なることを特徴とする暗号化方法。 - 【請求項２】 前記暗号化ステップが、第１の自動キー
プロセスに従った、前記第１の中間信号を形成するステ
ップを有し、前記解読ステップが、第２の自動キープロ
セスに従った、前記出力信号を形成するステップを有す
ることを特徴とする、請求項１に記載の暗号化方法。 - 【請求項３】 ソース信号の集合から、前記キー信号の
集合を導出するステップを有することを特徴とする、請
求項１に記載の暗号化方法。 - 【請求項４】 前記導出ステップが、前記キー信号の集
合を形成するために、前記ソース信号の集合とともに、
パターン信号の集合をハッシュするステップからなるこ
とを特徴とする、請求項３に記載の暗号化方法。 - 【請求項５】 前記キー信号の集合および前記パターン
信号の集合が、Ｎを正の整数として、Ｎ個の要素をそれ
ぞれ有することを特徴とする、請求項４に記載の暗号化
方法。 - 【請求項６】 前記導出ステップが、前記ハッシュステ
ップで用いることのできる、前記パターン信号の集合を
作成するステップを有することを特徴とする、請求項５
に記載の暗号化方法。 - 【請求項７】 ＮおよびＤを正の整数として、前記キー
信号の集合がＮ個の要素を有し、メッセージ信号の集合
がＤ個の要素を有することを特徴とする、請求項１に記
載の暗号化方法。 - 【請求項８】 前記メッセージ信号の集合を暗号化する
前記ステップが、 信号ｚを選択された大きさに設定するステップと、 ０≦ｉ＜Ｄの範囲の相異なる整数値信号ｉに対し、 前記信号ｉおよびｚの各大きさに基づいて信号ｑを設定
するステップと、 信号ｋを、前記信号ｑおよびＴ［ｑ］（ただしＴ［ｑ］
は前記キー信号の集合のｑ番目の要素）の各大きさに基
づいて設定するステップと、 前記第１の中間信号の集合のｉ番目の要素を、前記メッ
セージ信号の集合の前記第ｉ要素および前記信号ｋの各
大きさに基づいて生成するステップと、 前記信号ｚの大きさを、前記第１の中間信号の集合の第
ｉ要素および前記信号ｚの各大きさに基づいて更新する
ステップとからなることを特徴とする、請求項７に記載
の暗号化方法。 - 【請求項９】 前記メッセージ信号の集合を暗号化する
前記ステップが、 ｎビット信号ｚを選択された大きさに設定するステップ
と、 ０≦ｉ＜Ｄの範囲の連続する整数値をとるインデックス
ｉに対し、 ｎビット信号ｑをｚ＃ｍに（ただし、＃はビットごとの
ブール排他的ＯＲ演算子であり、ｍはｉ ｍｏｄ
２n）設定するステップと、 ｎビット信号ｋをＴ［ｑ］に（ただしＴ［ｑ］は前記キ
ー信号の集合のｎビット要素）設定するステップと、 前記メッセージ信号の集合の前記ｉ番目のｎビット要素
とｎビット信号ｋを、２nを法として加算することによ
って、前記第１の中間信号の集合のｉ番目のｎビット要
素を生成するステップと、 前記第１の中間信号の集合の前記ｉ番目のｎビット要素
とｎビット信号ｚを、２nを法として加算することによ
って、前記ｎビット信号ｚの大きさを更新するステップ
とからなることを特徴とする、請求項７に記載の暗号化
方法。 - 【請求項１０】 前記各ｎビットが８ビットであり、２
nが２５６に等しいことを特徴とする、請求項９に記載
の暗号化方法。 - 【請求項１１】 前記第１の中間信号の前記変更ステッ
プが、０≦ｉ＜（Ｄ−１）／２の範囲で、ｂ（ｉ）＃ｑ
に等しい前記第２の中間信号の集合のｉ番目の要素を生
成する（ただし、ｂ（ｉ）は前記第１の中間信号の集合
のｉ番目の要素、ｑはｂ（ｘ）に基づき、ｘはＤおよび
ｉの値に基づき、ｂ（ｘ）は前記第１の中間信号の集合
のｘ番目の要素で、＃はビットごとのブール排他的ＯＲ
演算子）ステップからなることを特徴とする、請求項７
に記載の暗号化方法。 - 【請求項１２】 前記第２の中間信号の集合を解読する
前記ステップが、 信号ｚを選択された大きさに設定するステップと、 ０≦ｉ＜Ｄの範囲の相異なる整数値信号ｉに対し、 前記信号ｉおよびｚの各大きさに基づいて信号ｑを設定
するステップと、 信号ｋを、前記信号ｑおよびＴ［ｑ］（ただし、Ｔ
［ｑ］は前記キー信号の集合のｑ番目の要素）の各大き
さに基づいて設定するステップと、 前記ｚ信号の大きさを、前記第２の中間信号の集合の第
ｉ要素および前記信号ｚの各大きさに基づいて更新する
ステップと、 前記出力信号の集合のｉ番目の要素を、前記第２の中間
信号の集合の前記第ｉ要素および前記信号ｋの各大きさ
に基づいて生成するステップとからなることを特徴とす
る、請求項７に記載の暗号化方法。 - 【請求項１３】 前記第２の中間信号の集合を解読する
前記ステップが、 ｎビット信号ｚを選択された大きさに設定するステップ
と、 ０≦ｉ＜Ｄの範囲の連続する整数値をとるインデックス
ｉに対し、 ｎビット信号ｑをｚ＃ｍに（ただし、＃はビットごとの
ブール排他的ＯＲ演算子であり、ｍはｉ ｍｏｄ
２n）設定するステップと、 ｎビット信号ｋをＴ［ｑ］に（ただし、Ｔ［ｑ］は前記
キー信号の集合の前記ｑ番目のｎビット要素）設定する
ステップと、 前記第２の中間信号の集合の前記ｉ番目のｎビット要素
と前記信号ｚを、２nを法として加算することによっ
て、前記ｎビット信号ｚの大きさを更新するステップ
と、 前記第２の中間信号の集合のｉ番目の要素からｎビット
信号ｋを、２nを法として減算することによって、前記
出力信号の集合のｉ番目のｎビット要素を生成するステ
ップとからなることを特徴とする、請求項７に記載の暗
号化方法。 - 【請求項１４】 前記各ｎビットが、８ビットで、２n
が２５６に等しいことを特徴とする、請求項１２に記載
の暗号化方法。 - 【請求項１５】 前記メッセージ信号の集合が、セルラ
電話システムにおけるメッセージを表すことを特徴とす
る、請求項１に記載の暗号化方法。 - 【請求項１６】 前記メッセージ信号の集合が、音声を
表すことを特徴とする、請求項１に記載の暗号化方法。 - 【請求項１７】 前記メッセージ信号の集合が、非音声
データを表すことを特徴とする、請求項１に記載の暗号
化方法。 - 【請求項１８】 前記メッセージ信号の集合が、無線通
信システムにおけるメッセージを表すことを特徴とす
る、請求項１に記載の暗号化方法。 - 【請求項１９】 メッセージを表すメッセージ信号の集
合を変換するための暗号化システムにおいて、 第１の中間信号の集合を形成するために、暗号化プロセ
スおよびキー信号の集合（５０３）によって前記メッセ
ージ信号の集合を暗号化する手段（２１０）と、 第２の中間信号の集合を形成するために、インボリュー
ト変換によって前記第１の中間信号の集合を変更する手
段（２１０）と、 出力信号の集合を形成するために、前記暗号化プロセス
の逆である解読プロセスによって前記第２の中間信号を
解読する手段（２１０）とを有し、 前記変更手段が、前記第１中間信号の集合の第１の部分
集合に基づいた非キー変換によって、前記第１の中間信
号の集合の第２の部分集合を修正する手段からなること
を特徴とする暗号化システム。 - 【請求項２０】 前記暗号化手段が、第１の自動キープ
ロセスに従って前記第１の中間信号の集合を形成する手
段からなり、前記解読手段が、第２の自動キープロセス
に従って前記出力信号の集合を形成する手段からなるこ
とを特徴とする、請求項１９に記載の暗号化システム。 - 【請求項２１】 ＮおよびＤを正の整数として、前記キ
ー信号の集合がＮ個の要素を有し、メッセージ信号の集
合がＤ個の要素を有することを特徴とする、請求項１９
に記載の暗号化システム。 - 【請求項２２】 前記メッセージ信号の集合を暗号化す
る前記手段が、 信号ｚを選択された大きさに設定する手段と、 ０≦ｉ＜Ｄの範囲の相異なる整数値に信号ｉを設定する
手段と、 前記信号ｉおよびｚの各大きさに基づいて信号ｑを設定
する手段と、 信号ｋを、前記信号ｑおよびＫ［ｑ］（ただし、Ｋ
［ｑ］は前記キー信号の集合のｑ番目の要素）の各大き
さに基づいて設定する手段と、 前記第１の中間信号の集合のｉ番目の要素を、前記メッ
セージ信号の集合の前記第ｉ要素および前記信号ｋの各
大きさに基づいて生成する手段と、 前記信号ｚの大きさを、前記第１の中間信号の集合の第
ｉ要素および前記信号ｚの各大きさに基づいて更新する
手段とからなることを特徴とする、請求項２１に記載の
暗号化システム。 - 【請求項２３】 前記第１の中間信号の集合の前記変更
手段が、０≦ｉ＜（Ｄ−１）／２の範囲で、ｂ（ｉ）＃
ｑに等しい前記第２の中間信号の集合のｉ番目の要素
（ただし、ｂ（ｉ）は前記第１の中間信号の集合のｉ番
目の要素であり、ｑはｂ（ｘ）に基づき、ｘはＤおよび
ｉの値に基づき、ｂ（ｘ）は前記第１の中間信号の集合
のｘ番目の要素であり、＃はビットごとのブール排他的
ＯＲ演算子）を生成することを特徴とする、請求項２１
に記載の暗号化システム。 - 【請求項２４】 前記第２の中間信号の集合を解読する
前記手段が、 信号ｚを選択された大きさに設定する手段と、 ０≦ｉ＜Ｄの範囲の相異なる整数に信号ｉを設定する手
段と、 前記信号ｉおよびｚの各大きさに基づいて信号ｑを設定
する手段と、 信号ｋを、前記信号ｑおよびＫ［ｑ］（ただし、Ｋ
［ｑ］は前記キー信号の集合のｑ番目の要素）の各大き
さに基づいて設定する手段と、 前記信号ｚの大きさを、前記第２の中間信号の集合の第
ｉ要素および前記信号ｚの各大きさに基づいて更新する
手段と、 前記出力信号の集合のｉ番目の要素を、前記第２の中間
信号の集合の前記第ｉ要素および前記信号ｋの各大きさ
に基づいて生成する手段とからなることを特徴とする、
請求項２１に記載の暗号化システム。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US07/759,309 US5159634A (en) | 1991-09-13 | 1991-09-13 | Cryptosystem for cellular telephony |
| US750309 | 1991-09-13 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH06188877A true JPH06188877A (ja) | 1994-07-08 |
| JP2693348B2 JP2693348B2 (ja) | 1997-12-24 |
Family
ID=25055179
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP4267808A Expired - Lifetime JP2693348B2 (ja) | 1991-09-13 | 1992-09-11 | 暗号化システム |
Country Status (5)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5159634A (ja) |
| EP (1) | EP0532228B1 (ja) |
| JP (1) | JP2693348B2 (ja) |
| DE (1) | DE69230423T2 (ja) |
| FI (1) | FI108590B (ja) |
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