JPH10242959A - 通信システムで安全に通信を行う方法 - Google Patents
通信システムで安全に通信を行う方法Info
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- Financial Or Insurance-Related Operations Such As Payment And Settlement (AREA)
- Management, Administration, Business Operations System, And Electronic Commerce (AREA)
Abstract
(57)【要約】 （修正有）
【課題】 公開暗号化キーを利用して機密保護メッセー
ジを送る。 【解決手段】 通信メッセージを送っているユーザーが
誰であるかを公開キー方法で確かめるために、そのユー
ザーにだけ知られている解読キーを含む全ての確認パラ
メータが使用される。確認プロセス時に、２ユーザー間
での通信に使われる暗号化キーを作ることもできる。暗
号化キーは秘密のセッション・キーであってもよい。始
めの確認手続が完了すると、セッション・キーを使用す
ることができる。２人のユーザーは、互いを確認し合っ
て、その後の通信を暗号化するために２つの暗号化キー
を作る。第１は確認プロセスで、第２は確認プロセスと
その後の通信を暗号化するキーとして使われる。
ジを送る。 【解決手段】 通信メッセージを送っているユーザーが
誰であるかを公開キー方法で確かめるために、そのユー
ザーにだけ知られている解読キーを含む全ての確認パラ
メータが使用される。確認プロセス時に、２ユーザー間
での通信に使われる暗号化キーを作ることもできる。暗
号化キーは秘密のセッション・キーであってもよい。始
めの確認手続が完了すると、セッション・キーを使用す
ることができる。２人のユーザーは、互いを確認し合っ
て、その後の通信を暗号化するために２つの暗号化キー
を作る。第１は確認プロセスで、第２は確認プロセスと
その後の通信を暗号化するキーとして使われる。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、通信システムでの
機密保護通信に関し、特に、公開キー・アルゴリズムを
利用して通信システムで通信をしているユーザー同士が
安全に通信を行う方法に関する。
機密保護通信に関し、特に、公開キー・アルゴリズムを
利用して通信システムで通信をしているユーザー同士が
安全に通信を行う方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】通信システム技術が進歩した結果とし
て、ユーザーはいろいろな通信システム及びサービスを
利用できるようになっている。それらのシステムの中に
は、セルラー電話通信網、個人通信システム、種々のペ
ージングシステム、及び種々の有線及び無線のデータ通
信網が含まれる。今日アメリカ合衆国で使用されている
セルラー電話通信網は、ＡＭＰＳアナログシステム、デ
ジタルＩＳ−１３６時分割多重（ＴＤＭＡ）システム、
及びデジタルＩＳ−９５デジタル符号分割多重（ＣＤＭ
Ａ）システムを含む。ヨーロッパでは、移動通信用広域
（ＧＳＭ）デジタルシステムが最も広く使用されてい
る。これらのセルラーシステムは８００−９００ＭＨｚ
の範囲で動作する。個人通信システム（ＰＣＳ）も合衆
国で現在展開されている。多くのＰＣＳシステムが１８
００−１９００ＭＨｚ範囲のために開発されつつある
が、それらは各々主要なセルラー規格のうちの１つに基
づいている。
て、ユーザーはいろいろな通信システム及びサービスを
利用できるようになっている。それらのシステムの中に
は、セルラー電話通信網、個人通信システム、種々のペ
ージングシステム、及び種々の有線及び無線のデータ通
信網が含まれる。今日アメリカ合衆国で使用されている
セルラー電話通信網は、ＡＭＰＳアナログシステム、デ
ジタルＩＳ−１３６時分割多重（ＴＤＭＡ）システム、
及びデジタルＩＳ−９５デジタル符号分割多重（ＣＤＭ
Ａ）システムを含む。ヨーロッパでは、移動通信用広域
（ＧＳＭ）デジタルシステムが最も広く使用されてい
る。これらのセルラーシステムは８００−９００ＭＨｚ
の範囲で動作する。個人通信システム（ＰＣＳ）も合衆
国で現在展開されている。多くのＰＣＳシステムが１８
００−１９００ＭＨｚ範囲のために開発されつつある
が、それらは各々主要なセルラー規格のうちの１つに基
づいている。
【０００３】上記のどの通信システムにおいても、その
システムのオペレータがシステムのユーザーに機密保護
通信手段を提供することが望ましいことがしばしばあ
る。機密保護通信の提供には、該システムで動作してい
る２つの移動局の間で、或いは基地局と移動局との間、
或いは通信網内の他の２ユニット同士の間での確認及び
暗号化キー合意（encryption key agreement）処理手順
を含むことがある。
システムのオペレータがシステムのユーザーに機密保護
通信手段を提供することが望ましいことがしばしばあ
る。機密保護通信の提供には、該システムで動作してい
る２つの移動局の間で、或いは基地局と移動局との間、
或いは通信網内の他の２ユニット同士の間での確認及び
暗号化キー合意（encryption key agreement）処理手順
を含むことがある。
【０００４】ＡＭＰＳ等のアナログシステムでは、機密
保護通信を提供するのは非常に難しい。２ユーザー間で
通信内容を運ぶ信号がアナログであるために暗号化を簡
単にも効率的にも行うことはできない。実際、標準的Ａ
ＭＰＳでは、暗号化は全く行われず、移動局と基地局と
の間で送られる通信メッセージは監視されたり傍受され
たりする可能性がある。通信チャネルに使用される周波
数に同調させることのできる受信装置を持っている者は
誰でも、見つかることなく何時でも通信を傍受すること
ができる。この傍受の可能性は、ＡＭＰＳ等のアナログ
システムに結びついた１つの不都合な要素であった。こ
の様に傍受される可能性があるために、ＡＭＰＳ型のシ
ステムは、機密保護メッセージを送ることを必要とする
或る種のビジネスユーザーや政府筋のユーザーには好ま
れていない。
保護通信を提供するのは非常に難しい。２ユーザー間で
通信内容を運ぶ信号がアナログであるために暗号化を簡
単にも効率的にも行うことはできない。実際、標準的Ａ
ＭＰＳでは、暗号化は全く行われず、移動局と基地局と
の間で送られる通信メッセージは監視されたり傍受され
たりする可能性がある。通信チャネルに使用される周波
数に同調させることのできる受信装置を持っている者は
誰でも、見つかることなく何時でも通信を傍受すること
ができる。この傍受の可能性は、ＡＭＰＳ等のアナログ
システムに結びついた１つの不都合な要素であった。こ
の様に傍受される可能性があるために、ＡＭＰＳ型のシ
ステムは、機密保護メッセージを送ることを必要とする
或る種のビジネスユーザーや政府筋のユーザーには好ま
れていない。
【０００５】通信の秘密を目的として暗号化サービスを
含むＧＳＭ、ＩＳ−１３６及びＩＳ−９５等の新しいデ
ジタルシステムが開発されている。これらのデジタルシ
ステムで２ユーザー間で通信メッセージを運ぶ音声信号
或いはデータ信号はデジタルの性質を持っているので、
暗号化装置を通して信号を処理することにより、認可さ
れた受信装置で解読されるまではランダム或いは疑似ラ
ンダムであるように見える通信信号を作ることができ
る。この様なシステムで機密保護メッセージを送りたい
ときには、該システムの暗号化機能を使ってメッセージ
を暗号化することができる。例えば、これらの規格で指
定されているショートメッセージサービス（ＳＭＳ）機
能を使って、該システムの暗号化アルゴリズムに従って
暗号化されているテキストメッセージを送ることができ
る。システム暗号化アルゴリズムを使って音声通信メッ
セージも暗号化することができる。
含むＧＳＭ、ＩＳ−１３６及びＩＳ−９５等の新しいデ
ジタルシステムが開発されている。これらのデジタルシ
ステムで２ユーザー間で通信メッセージを運ぶ音声信号
或いはデータ信号はデジタルの性質を持っているので、
暗号化装置を通して信号を処理することにより、認可さ
れた受信装置で解読されるまではランダム或いは疑似ラ
ンダムであるように見える通信信号を作ることができ
る。この様なシステムで機密保護メッセージを送りたい
ときには、該システムの暗号化機能を使ってメッセージ
を暗号化することができる。例えば、これらの規格で指
定されているショートメッセージサービス（ＳＭＳ）機
能を使って、該システムの暗号化アルゴリズムに従って
暗号化されているテキストメッセージを送ることができ
る。システム暗号化アルゴリズムを使って音声通信メッ
セージも暗号化することができる。
【０００６】ＧＳＭ、ＩＳ−１３６、及びＩＳ−９５シ
ステムでは、暗号化は各ユーザーとシステムとの間のメ
ッセージ送信に対して秘密のキー値”セッション・キ
ー”を用いて行われ、そのキーはシステムと通信するユ
ーザーとシステムとだけに知られている。ここで検討し
ているＰＣＳ通信網についてのシステム規格は、特定の
ＰＣＳ規格の淵源となるデジタル規格、即ちＧＳＭ、Ｉ
Ｓ−１３６、或いはＩＳ−９５において指定されている
暗号化技術に基づく暗号化サービスを包含することもで
きる。
ステムでは、暗号化は各ユーザーとシステムとの間のメ
ッセージ送信に対して秘密のキー値”セッション・キ
ー”を用いて行われ、そのキーはシステムと通信するユ
ーザーとシステムとだけに知られている。ここで検討し
ているＰＣＳ通信網についてのシステム規格は、特定の
ＰＣＳ規格の淵源となるデジタル規格、即ちＧＳＭ、Ｉ
Ｓ−１３６、或いはＩＳ−９５において指定されている
暗号化技術に基づく暗号化サービスを包含することもで
きる。
【０００７】ＧＳＭではシステムのオペレータがシステ
ムの各ユーザーに加入者識別モジュール（ＳＩＭ）を発
行することによって機密保護プロセスを制御する。ＳＩ
Ｍは、ユーザーが呼を発したり受けたりするのに使おう
とする移動局に挿入しなければならない差し込み式のチ
ップ又はカードである。ＳＩＭは、各ユーザーに固有
の、Ｋｉと呼ばれる１２８ビットの数を内蔵している。
このＫｉは、確認と、暗号化キーの導出との両方のため
に使われる。ＧＳＭでは、各ユーザーを確認してそのユ
ーザーについてのＫｉから暗号化ビットを作成するため
に呼びかけと応答の手続が使われる。この呼びかけと応
答の手続をホームシステムの自由裁量で実行することが
できる。
ムの各ユーザーに加入者識別モジュール（ＳＩＭ）を発
行することによって機密保護プロセスを制御する。ＳＩ
Ｍは、ユーザーが呼を発したり受けたりするのに使おう
とする移動局に挿入しなければならない差し込み式のチ
ップ又はカードである。ＳＩＭは、各ユーザーに固有
の、Ｋｉと呼ばれる１２８ビットの数を内蔵している。
このＫｉは、確認と、暗号化キーの導出との両方のため
に使われる。ＧＳＭでは、各ユーザーを確認してそのユ
ーザーについてのＫｉから暗号化ビットを作成するため
に呼びかけと応答の手続が使われる。この呼びかけと応
答の手続をホームシステムの自由裁量で実行することが
できる。
【０００８】ＧＳＭ移動局が自分のホームシステムで動
作しているとき、ユーザーが自分の国際移動システム識
別子／一時移動システム識別子（international mobile
system identity/temporary mobile system identitie
s (IMSI/TMSI))を送ることによって自分が誰であるかを
明らかにした後、該システムで１２８ビットの乱数（Ｒ
ＡＮＤ）が作成されてその移動局のユーザーのＫｉと結
合されて３２ビットの応答（ＳＲＥＳ）とされる。この
ときシステムはＲＡＮＤを該移動局に送り、該移動局は
そのユーザーのＫｉから自分自身のＳＲＥＳ値を計算
し、このＳＲＥＳをシステムに送り戻す。もしその２つ
のＳＲＥＳが一致するならば、その移動局は本物である
と判断される。暗号化キー”Ｋｃ”を作るために、該移
動局及び通信網の両方においてＲＡＮＤ及びＫｉを使用
するアルゴリズムにより、該移動局とシステムとの間の
通信のための暗号化ビットが作成される。その後、Ｋｃ
は両端で通信メッセージを暗号化したり解読したりして
機密保護通信を行うために使用される。ＧＳＭ移動局が
移動中であるとき、該移動局が訪れたシステムにおいて
該ユーザーの登録が行われるときに、或いはユーザーが
訪れたシステムから特別の要求が行われたときに、その
システムにＲＡＮＤ、ＳＲＥＳ及びＫｃの値が転送され
る。Ｋｉ値はホームシステム及びユーザーのＳＩＭ以外
では決して使用し得ない。
作しているとき、ユーザーが自分の国際移動システム識
別子／一時移動システム識別子（international mobile
system identity/temporary mobile system identitie
s (IMSI/TMSI))を送ることによって自分が誰であるかを
明らかにした後、該システムで１２８ビットの乱数（Ｒ
ＡＮＤ）が作成されてその移動局のユーザーのＫｉと結
合されて３２ビットの応答（ＳＲＥＳ）とされる。この
ときシステムはＲＡＮＤを該移動局に送り、該移動局は
そのユーザーのＫｉから自分自身のＳＲＥＳ値を計算
し、このＳＲＥＳをシステムに送り戻す。もしその２つ
のＳＲＥＳが一致するならば、その移動局は本物である
と判断される。暗号化キー”Ｋｃ”を作るために、該移
動局及び通信網の両方においてＲＡＮＤ及びＫｉを使用
するアルゴリズムにより、該移動局とシステムとの間の
通信のための暗号化ビットが作成される。その後、Ｋｃ
は両端で通信メッセージを暗号化したり解読したりして
機密保護通信を行うために使用される。ＧＳＭ移動局が
移動中であるとき、該移動局が訪れたシステムにおいて
該ユーザーの登録が行われるときに、或いはユーザーが
訪れたシステムから特別の要求が行われたときに、その
システムにＲＡＮＤ、ＳＲＥＳ及びＫｃの値が転送され
る。Ｋｉ値はホームシステム及びユーザーのＳＩＭ以外
では決して使用し得ない。
【０００９】ＩＳ−１３６及びＩＳ−９５の確認及び暗
号化の処理手順は互いに同一であり、またＧＳＭの確認
及び暗号化の処理手順と似ている。ＩＳ−１３６システ
ム及びＩＳ−９５システムでは、呼びかけと応答の方法
も利用される。そのＩＳ−１３６及びＩＳ−９５の方法
は、“Ａキー”と呼ばれる機密保護キーを利用する。各
移動局についての６４ビットのＡキーはシステムのオペ
レータによって決定される。各移動局についてのＡキー
はその移動局の所有者のホームシステムとその移動局自
体とに記憶される。最初にＡキーは米国郵便等の安全な
方法で移動局の所有者に通知されることができる。その
所有者はキーパッドを介してそのＡキーを移動局に入力
することができる。或いは、Ａキーを工場或いは点検修
理の場所で移動局にプログラムすることもできる。Ａキ
ーは、移動局及びホームシムの両方で共有される秘密デ
ータ（shared secret data (ＳＳＤ）) を所定のアルゴ
リズムから作成するために使われる。各移動局について
のＳＳＤは、ホームシステムのオペレータのみが伝授す
ることのできるオーバーエア・プロトコル（an over th
e air protocol）の使用によってその移動局のＡキーか
ら定期的に導出され更新されることができる。
号化の処理手順は互いに同一であり、またＧＳＭの確認
及び暗号化の処理手順と似ている。ＩＳ−１３６システ
ム及びＩＳ−９５システムでは、呼びかけと応答の方法
も利用される。そのＩＳ−１３６及びＩＳ−９５の方法
は、“Ａキー”と呼ばれる機密保護キーを利用する。各
移動局についての６４ビットのＡキーはシステムのオペ
レータによって決定される。各移動局についてのＡキー
はその移動局の所有者のホームシステムとその移動局自
体とに記憶される。最初にＡキーは米国郵便等の安全な
方法で移動局の所有者に通知されることができる。その
所有者はキーパッドを介してそのＡキーを移動局に入力
することができる。或いは、Ａキーを工場或いは点検修
理の場所で移動局にプログラムすることもできる。Ａキ
ーは、移動局及びホームシムの両方で共有される秘密デ
ータ（shared secret data (ＳＳＤ）) を所定のアルゴ
リズムから作成するために使われる。各移動局について
のＳＳＤは、ホームシステムのオペレータのみが伝授す
ることのできるオーバーエア・プロトコル（an over th
e air protocol）の使用によってその移動局のＡキーか
ら定期的に導出され更新されることができる。
【００１０】ＩＳ−１３６及びＩＳ−９５の確認及び暗
号化では、３２ビットの広域呼び掛けが該移動局のサー
ビスエリアのシステム内で所定間隔をおいて作成されて
放送される。移動局がホームシステムにおいてシステム
登録／呼セットアップ・アクセスを試みるとき、該移動
局においてその移動局のＳＳＤから１８ビットの確認応
答を計算するために現在の広域呼び掛け応答が使用され
る。その後、その確認応答とその移動局についての呼カ
ウント値とを含むアクセス要求メッセージが該移動局か
らホームシステムに送られる。そのアクセス要求を受け
取ると、ホームシステムは広域呼び掛け及びその移動局
のＳＳＤを使ってそれ自身の応答値を計算する。確認応
答と、その移動局のＳＳＤと、呼カウント値を含む他の
関連データとの比較によって、その移動局が本物である
と確認されれば、その移動局は登録される。
号化では、３２ビットの広域呼び掛けが該移動局のサー
ビスエリアのシステム内で所定間隔をおいて作成されて
放送される。移動局がホームシステムにおいてシステム
登録／呼セットアップ・アクセスを試みるとき、該移動
局においてその移動局のＳＳＤから１８ビットの確認応
答を計算するために現在の広域呼び掛け応答が使用され
る。その後、その確認応答とその移動局についての呼カ
ウント値とを含むアクセス要求メッセージが該移動局か
らホームシステムに送られる。そのアクセス要求を受け
取ると、ホームシステムは広域呼び掛け及びその移動局
のＳＳＤを使ってそれ自身の応答値を計算する。確認応
答と、その移動局のＳＳＤと、呼カウント値を含む他の
関連データとの比較によって、その移動局が本物である
と確認されれば、その移動局は登録される。
【００１１】移動局が訪問先のシステムでシステム登録
／呼セットアップ・アクセスを試みるとき、現在の広域
呼び掛け応答を用いて該移動局において該移動局のＳＳ
Ｄから１８ビットの確認応答を計算する。次にアクセス
要求メッセージが該移動局から訪問先のシステムに送ら
れる。訪問先のシステムでの初期登録アクセスについて
は、アクセス要求メッセージは移動局で計算された確認
応答を含む。確認応答と広域呼び掛けとは該移動局のホ
ームシステムに送られ、該ホームシステムはその広域呼
び掛けと該移動局のＳＳＤとを使ってそれ自身の応答値
を計算する。確認応答同士を比較することによってその
移動局が本物であると確認されたならば、その移動局の
ＳＳＤと、呼カウント値を含む他の関連データとが訪問
先のシステムに送られて該移動局が登録される。該移動
局が関わる呼がセットアップされるとき、現在の確認応
答値と呼カウントとが該移動局から呼セットアップ情報
とともに該システムに送られる。呼セットアップ情報を
受け取ると、訪問先のシステムは、要求をしている移動
局についての記憶されているＳＳＤと呼カウント値とを
検索する。その後、訪問先のシステムは、受け取ったＳ
ＳＤ値と現在の広域呼び掛けとが該移動局で作られたの
と同じ応答を作ることを確かめるために確認応答値を計
算する。もしその確認応答同士と呼カウント同士とが一
致するならば、その移動局は呼アクセスを許可される。
通信の機密保護が希望される場合には、暗号化キー・ビ
ットを作成するために広域呼び掛けと該移動局のＳＳＤ
とを入力として用いて暗号化キーが該移動局とシステム
との両方で作成される。
／呼セットアップ・アクセスを試みるとき、現在の広域
呼び掛け応答を用いて該移動局において該移動局のＳＳ
Ｄから１８ビットの確認応答を計算する。次にアクセス
要求メッセージが該移動局から訪問先のシステムに送ら
れる。訪問先のシステムでの初期登録アクセスについて
は、アクセス要求メッセージは移動局で計算された確認
応答を含む。確認応答と広域呼び掛けとは該移動局のホ
ームシステムに送られ、該ホームシステムはその広域呼
び掛けと該移動局のＳＳＤとを使ってそれ自身の応答値
を計算する。確認応答同士を比較することによってその
移動局が本物であると確認されたならば、その移動局の
ＳＳＤと、呼カウント値を含む他の関連データとが訪問
先のシステムに送られて該移動局が登録される。該移動
局が関わる呼がセットアップされるとき、現在の確認応
答値と呼カウントとが該移動局から呼セットアップ情報
とともに該システムに送られる。呼セットアップ情報を
受け取ると、訪問先のシステムは、要求をしている移動
局についての記憶されているＳＳＤと呼カウント値とを
検索する。その後、訪問先のシステムは、受け取ったＳ
ＳＤ値と現在の広域呼び掛けとが該移動局で作られたの
と同じ応答を作ることを確かめるために確認応答値を計
算する。もしその確認応答同士と呼カウント同士とが一
致するならば、その移動局は呼アクセスを許可される。
通信の機密保護が希望される場合には、暗号化キー・ビ
ットを作成するために広域呼び掛けと該移動局のＳＳＤ
とを入力として用いて暗号化キーが該移動局とシステム
との両方で作成される。
【００１２】ＧＳＭ、ＩＳ−１３６及びＩＳ−９５シス
テムで使用されるような技術についての更なる背景情報
が”ＩＥＥＥ個人通信”の６−１０頁の１９９５年８月
付けのダン・ブラウンによる”個人通信システムにおけ
るプライバシー及び確認のための技術”という論文（th
e article “echniques for Privacy and Authenticati
on in Personal Communications Systems" by Dan Brow
n in IEEE Personal Communications, dated August 19
95, at pages 6-10)に開示されている。
テムで使用されるような技術についての更なる背景情報
が”ＩＥＥＥ個人通信”の６−１０頁の１９９５年８月
付けのダン・ブラウンによる”個人通信システムにおけ
るプライバシー及び確認のための技術”という論文（th
e article “echniques for Privacy and Authenticati
on in Personal Communications Systems" by Dan Brow
n in IEEE Personal Communications, dated August 19
95, at pages 6-10)に開示されている。
【００１３】ＧＳＭ、ＩＳ−１３６及びＩＳ−９５シス
テムで使用される上記の機密キー処理手順は通信の機密
を保護するものであるけれども、これらの処理手順のい
ずれも、傍受及び盗聴を完全に免れ得るわけではない。
これらの処理手順の全てが、ユーザーのＡキー又はＫｉ
値が移動局とホームシステムとの双方に知られているこ
とを必要とする。これらの処理手順は、ユーザーのＳＳ
Ｄ又はＫｃ値が通信リンクの両端即ちシステム及び移動
局の双方において知られていることをも必要とする。こ
れらの各値が改竄されて傍受者に知られてしまうという
可能性もあり得る。ユーザーのＫｉ又はＡキーを知って
いる人、或いはシステム間通信をしているユーザーのＫ
ｃ又はＳＳＤを傍受した人は、機密保護されるべき通信
を傍受し盗聴する可能性がある。また、各ユーザーのキ
ーは、該ユーザーが通信をする基地局で利用可能である
ので、システムの基地局を通して接続している２移動局
が関わる暗号化通信がその基地局で破られる可能性があ
る。
テムで使用される上記の機密キー処理手順は通信の機密
を保護するものであるけれども、これらの処理手順のい
ずれも、傍受及び盗聴を完全に免れ得るわけではない。
これらの処理手順の全てが、ユーザーのＡキー又はＫｉ
値が移動局とホームシステムとの双方に知られているこ
とを必要とする。これらの処理手順は、ユーザーのＳＳ
Ｄ又はＫｃ値が通信リンクの両端即ちシステム及び移動
局の双方において知られていることをも必要とする。こ
れらの各値が改竄されて傍受者に知られてしまうという
可能性もあり得る。ユーザーのＫｉ又はＡキーを知って
いる人、或いはシステム間通信をしているユーザーのＫ
ｃ又はＳＳＤを傍受した人は、機密保護されるべき通信
を傍受し盗聴する可能性がある。また、各ユーザーのキ
ーは、該ユーザーが通信をする基地局で利用可能である
ので、システムの基地局を通して接続している２移動局
が関わる暗号化通信がその基地局で破られる可能性があ
る。
【００１４】公開キー暗号化方法は、ユーザーに公開
の、即ち公然と知られ明らかにされるかも知れない暗号
化キーが割り当てられるけれども、またそのユーザーに
しか知られない秘密の解読キーもユーザーに割り当てら
れるようになっている方法である。目的の受信側ユーザ
ーの解読キーだけがそのユーザーに宛てられた暗号化さ
れたメッセージを解読することができる、即ちその目的
の受信側ユーザーの暗号化キーを使って暗号化されたメ
ッセージを解読することができる。機密保護メッセージ
を目的の受信装置に送るために、ユーザーは、そのメッ
セージを送る前に、目的の受信装置の暗号化キーを使っ
てそのメッセージを暗号化する。目的の受信装置は、そ
の暗号化されたメッセージを受け取ると、その目的の受
信装置の解読キーを使ってそのメッセージを解読する。
公開キー暗号化通信システムでは、ユーザーは解読キー
を基地局やシステムから隠して秘密にしておくことを許
されるであろう。メッセージを解読するのに必要なキー
を知っているのは受信側のユーザーだけであるので、公
開キー暗号化方法は、例えばＧＳＭ、ＩＳ−１３６、或
いはＩＳ−９５で使われている現在の暗号化技術で得ら
れるよりも一層安全な通信を提供することができる。
の、即ち公然と知られ明らかにされるかも知れない暗号
化キーが割り当てられるけれども、またそのユーザーに
しか知られない秘密の解読キーもユーザーに割り当てら
れるようになっている方法である。目的の受信側ユーザ
ーの解読キーだけがそのユーザーに宛てられた暗号化さ
れたメッセージを解読することができる、即ちその目的
の受信側ユーザーの暗号化キーを使って暗号化されたメ
ッセージを解読することができる。機密保護メッセージ
を目的の受信装置に送るために、ユーザーは、そのメッ
セージを送る前に、目的の受信装置の暗号化キーを使っ
てそのメッセージを暗号化する。目的の受信装置は、そ
の暗号化されたメッセージを受け取ると、その目的の受
信装置の解読キーを使ってそのメッセージを解読する。
公開キー暗号化通信システムでは、ユーザーは解読キー
を基地局やシステムから隠して秘密にしておくことを許
されるであろう。メッセージを解読するのに必要なキー
を知っているのは受信側のユーザーだけであるので、公
開キー暗号化方法は、例えばＧＳＭ、ＩＳ−１３６、或
いはＩＳ−９５で使われている現在の暗号化技術で得ら
れるよりも一層安全な通信を提供することができる。
【００１５】公開キー暗号化方法には、次のような追加
の利点もある、即ち、始めに送信前に受信側ユーザーの
暗号化キーをメッセージに適用して符号化を行い、受信
後に受信側ユーザーの解読キーを適用して復号を行うこ
とにより、又は、始めに送信前に送信側ユーザーの解読
キーをメッセージに適用して符号化を行い、受信後に送
信側ユーザーの暗号化キーを受信装置で適用して復号を
行うことにより、メッセージを符号化し、その後に復号
を行うことができる。第１のユーザーはその第１のユー
ザーの解読キーをメッセージに適用することによってそ
のメッセージにサインして、そのサインされたメッセー
ジと、そのメッセージのコピーとの両方を送ることがで
きる。第２のユーザーは、そのメッセージを受け取る
と、受け取ったサインされているメッセージにその第１
のユーザーの暗号化キーを適用してから、その結果が、
受け取ったメッセージのコピーと同じかどうかチェック
することによって、そのメッセージが第１のユーザーか
ら届いたものであることを確かめることができる。第１
のユーザーだけが第１のユーザーの解読キーを知ってい
るのであるから、第２のユーザーが受け取ったメッセー
ジのコピーとそのサイン入りメッセージ（暗号化キーの
適用後の）とは、第１のユーザーから送られた場合に限
って同一となる。
の利点もある、即ち、始めに送信前に受信側ユーザーの
暗号化キーをメッセージに適用して符号化を行い、受信
後に受信側ユーザーの解読キーを適用して復号を行うこ
とにより、又は、始めに送信前に送信側ユーザーの解読
キーをメッセージに適用して符号化を行い、受信後に送
信側ユーザーの暗号化キーを受信装置で適用して復号を
行うことにより、メッセージを符号化し、その後に復号
を行うことができる。第１のユーザーはその第１のユー
ザーの解読キーをメッセージに適用することによってそ
のメッセージにサインして、そのサインされたメッセー
ジと、そのメッセージのコピーとの両方を送ることがで
きる。第２のユーザーは、そのメッセージを受け取る
と、受け取ったサインされているメッセージにその第１
のユーザーの暗号化キーを適用してから、その結果が、
受け取ったメッセージのコピーと同じかどうかチェック
することによって、そのメッセージが第１のユーザーか
ら届いたものであることを確かめることができる。第１
のユーザーだけが第１のユーザーの解読キーを知ってい
るのであるから、第２のユーザーが受け取ったメッセー
ジのコピーとそのサイン入りメッセージ（暗号化キーの
適用後の）とは、第１のユーザーから送られた場合に限
って同一となる。
【００１６】各ユーザーの解読キーは完全に秘密に保た
れ得るので、ユーザーの身元を他のユーザーが確かめる
ことができるように各ユーザーが自分の解読キーを使用
することを要求する通信システムにおけるユーザー間機
密保護通信方法は良好な機密保護を提供するであろう。
しかし、公開キー暗号化方法を利用するためには、移動
電話等の通信装置において計算資源を徹底的に使用しな
ければならない。公開キー・アルゴリズムを使って全て
のメッセージ或いは音声通信メッセージを暗号化したり
解読したりすると、秘密キーアルゴリズムの場合と比べ
て、計算に関して経費が高くなる可能性がある。
れ得るので、ユーザーの身元を他のユーザーが確かめる
ことができるように各ユーザーが自分の解読キーを使用
することを要求する通信システムにおけるユーザー間機
密保護通信方法は良好な機密保護を提供するであろう。
しかし、公開キー暗号化方法を利用するためには、移動
電話等の通信装置において計算資源を徹底的に使用しな
ければならない。公開キー・アルゴリズムを使って全て
のメッセージ或いは音声通信メッセージを暗号化したり
解読したりすると、秘密キーアルゴリズムの場合と比べ
て、計算に関して経費が高くなる可能性がある。
【００１７】
【発明が解決しようとする課題】通信を行っている当事
者の身元を確かめるために公開キー方法を使い、身元が
確認された後は計算に関して安価な暗号化方法を使用す
る、通信システムで通信を行うユーザー同士が機密保護
通信を行う方法を提供するのが有益であろう。
者の身元を確かめるために公開キー方法を使い、身元が
確認された後は計算に関して安価な暗号化方法を使用す
る、通信システムで通信を行うユーザー同士が機密保護
通信を行う方法を提供するのが有益であろう。
【００１８】
【課題を解決するための手段】本発明は、通信システム
におけるユーザー間の機密保護通信方法を提供する。こ
の方法は、ユーザーだけが知っている自分の解読キーを
含む、各ユーザーの全ての確認パラメータを使って、公
開キー方法により通信メッセージをシステムの他のユー
ザーに送ったユーザーの身元を確かめることを要求する
ことによって、非常に安全なプロセスを提供する。確認
プロセス時に、その２ユーザー間での通信に使用される
暗号化キーを作成することができる。作成される暗号化
キーは秘密セッション・キーであってもよい。初期確認
が完了した後は、その秘密セッション・キーを使って、
公開キー方法よりは計算に関して苛酷ではない暗号化を
行うことができる。
におけるユーザー間の機密保護通信方法を提供する。こ
の方法は、ユーザーだけが知っている自分の解読キーを
含む、各ユーザーの全ての確認パラメータを使って、公
開キー方法により通信メッセージをシステムの他のユー
ザーに送ったユーザーの身元を確かめることを要求する
ことによって、非常に安全なプロセスを提供する。確認
プロセス時に、その２ユーザー間での通信に使用される
暗号化キーを作成することができる。作成される暗号化
キーは秘密セッション・キーであってもよい。初期確認
が完了した後は、その秘密セッション・キーを使って、
公開キー方法よりは計算に関して苛酷ではない暗号化を
行うことができる。
【００１９】本発明の実施例では、通信をする二人のユ
ーザーはこの方法を使って互いの身元を確認し、該ユー
ザー間でのその後の通信メッセージを暗号化するために
使用される暗号化キーを作成することができる。この実
施例のプロセスが行われるとき、２つのセッション・キ
ーが作成される。第１のセッション・キーは確認プロセ
ス時にのみ使われ、第２のセッション・キーは、確認プ
ロセスで使われるとともに、その後の通信メッセージを
暗号化するためのキーとしても使われる。２つのセッシ
ョン・キーを使うには、２ユーザーの各々が確認及び暗
号化キー合意プロセスを成功裏に完了するために自分の
解読キーを適用しなければならない。
ーザーはこの方法を使って互いの身元を確認し、該ユー
ザー間でのその後の通信メッセージを暗号化するために
使用される暗号化キーを作成することができる。この実
施例のプロセスが行われるとき、２つのセッション・キ
ーが作成される。第１のセッション・キーは確認プロセ
ス時にのみ使われ、第２のセッション・キーは、確認プ
ロセスで使われるとともに、その後の通信メッセージを
暗号化するためのキーとしても使われる。２つのセッシ
ョン・キーを使うには、２ユーザーの各々が確認及び暗
号化キー合意プロセスを成功裏に完了するために自分の
解読キーを適用しなければならない。
【００２０】システムには、公開キーＥ０及び秘密キー
Ｄ０を有する公開キー・アルゴリズムが割り当てられ
る。当該関数ｆ（ｔ、ｐ）について同じ結果を与えるよ
うな、変数ｔ及びｐの値の２つの異なる対を計算で発見
することが不可能であるように、即ち、ｔ及びｐの値の
異なる対をランダムに選べばｆ（ｔ、ｐ）が同じ結果を
与える可能性がゼロに近くなるように、関数ｆ（ｔ、
ｐ）が定義される。Ｅ０、ｆ（ｔ、ｐ）及びＡ０は、本
発明に従って動作するシステムの全ての移動局及び基地
局に知らされる。本発明に従って動作する移動局Ｍｘの
サービスの開始時に、キーＥｍｘ及びＤｍｘを有する公
開キー・アルゴリズムＡｍｘが移動局Ｍｘに割り当てら
れる。Ｍｘには識別子ｍｘも割り当てられる。識別子ｍ
ｘはＭｘについての証明子（certificate ）Ｃｍｘを計
算するために使用され、ここでＣｍｘ＝Ｄ０（ｆ（ｍ
ｘ，Ｅｍｘ））である。同様に、本発明に従って動作す
る各基地局ＢｘにはキーＥｂｘ及びＤｂｘを有する公開
キー・アルゴリズムＡｂｘが割り当てられるとともに、
Ｂｘについての証明子Ｃｂｘを計算するために使用され
る識別子ｂｘも割り当てられ、ここでＣｂｘ＝Ｄ０（ｆ
（ｂｘ，Ｅｂｘ））である。Ｍｘについての確認トリプ
レットは（ｍｘ，Ｅｍｘ，Ｃｍｘ）であり、Ｂｘについ
ての確認トリプレットは（ｂｘ，Ｅｂｘ，Ｃｂｘ）であ
る。移動局のユーザーの識別子が基地局を装うために使
われるのを防止するために、識別子ｍｘ及びｂｘをそれ
ぞれ移動局及び基地局の識別子として区別することがで
きる。
Ｄ０を有する公開キー・アルゴリズムが割り当てられ
る。当該関数ｆ（ｔ、ｐ）について同じ結果を与えるよ
うな、変数ｔ及びｐの値の２つの異なる対を計算で発見
することが不可能であるように、即ち、ｔ及びｐの値の
異なる対をランダムに選べばｆ（ｔ、ｐ）が同じ結果を
与える可能性がゼロに近くなるように、関数ｆ（ｔ、
ｐ）が定義される。Ｅ０、ｆ（ｔ、ｐ）及びＡ０は、本
発明に従って動作するシステムの全ての移動局及び基地
局に知らされる。本発明に従って動作する移動局Ｍｘの
サービスの開始時に、キーＥｍｘ及びＤｍｘを有する公
開キー・アルゴリズムＡｍｘが移動局Ｍｘに割り当てら
れる。Ｍｘには識別子ｍｘも割り当てられる。識別子ｍ
ｘはＭｘについての証明子（certificate ）Ｃｍｘを計
算するために使用され、ここでＣｍｘ＝Ｄ０（ｆ（ｍ
ｘ，Ｅｍｘ））である。同様に、本発明に従って動作す
る各基地局ＢｘにはキーＥｂｘ及びＤｂｘを有する公開
キー・アルゴリズムＡｂｘが割り当てられるとともに、
Ｂｘについての証明子Ｃｂｘを計算するために使用され
る識別子ｂｘも割り当てられ、ここでＣｂｘ＝Ｄ０（ｆ
（ｂｘ，Ｅｂｘ））である。Ｍｘについての確認トリプ
レットは（ｍｘ，Ｅｍｘ，Ｃｍｘ）であり、Ｂｘについ
ての確認トリプレットは（ｂｘ，Ｅｂｘ，Ｃｂｘ）であ
る。移動局のユーザーの識別子が基地局を装うために使
われるのを防止するために、識別子ｍｘ及びｂｘをそれ
ぞれ移動局及び基地局の識別子として区別することがで
きる。
【００２１】キー合意及び確認処理手順の開始時に、基
地局ＢｘはＢｘのトリプレットを移動局Ｍｘに送る。す
るとＭｘはそのトリプレットのｂｘ及びＥｂｘの値をｆ
（ｂｘ，Ｅｂｘ）で使ってＢｘの証明子を確かめる。次
にＭｘは暗号化キーＫ１を選択してＥｂｘ（ｋ１）をＢ
ｘに送る。次にＢｘはＤｂｘを使ってＥｂｘ（ｋ１）を
解読する。次にＭｘは、ｋ１を使って暗号化されている
自分のトリプレットをＢｘに送る。Ｂｘは、ｋ１を使っ
てＭｘのトリプレットを解読し、そのトリプレットのｍ
ｘ及びＥｍｘの値をｆ（ｍｘ，Ｅｍｘ）に使ってＭｘの
証明子Ｃｍｘを確かめる。次にＢｘは新しい暗号化キー
ｋ２を選択してＥｍｘ（ｋ２）をＭｘに送る。Ｍｘは次
にＤｍｘを使ってＥｍｘ（ｋ２）を解読する。今やＭｘ
及びＢｘの両方が確認され、キーｋ２を使ってその後の
通信メッセージを安全に送ることができる。
地局ＢｘはＢｘのトリプレットを移動局Ｍｘに送る。す
るとＭｘはそのトリプレットのｂｘ及びＥｂｘの値をｆ
（ｂｘ，Ｅｂｘ）で使ってＢｘの証明子を確かめる。次
にＭｘは暗号化キーＫ１を選択してＥｂｘ（ｋ１）をＢ
ｘに送る。次にＢｘはＤｂｘを使ってＥｂｘ（ｋ１）を
解読する。次にＭｘは、ｋ１を使って暗号化されている
自分のトリプレットをＢｘに送る。Ｂｘは、ｋ１を使っ
てＭｘのトリプレットを解読し、そのトリプレットのｍ
ｘ及びＥｍｘの値をｆ（ｍｘ，Ｅｍｘ）に使ってＭｘの
証明子Ｃｍｘを確かめる。次にＢｘは新しい暗号化キー
ｋ２を選択してＥｍｘ（ｋ２）をＭｘに送る。Ｍｘは次
にＤｍｘを使ってＥｍｘ（ｋ２）を解読する。今やＭｘ
及びＢｘの両方が確認され、キーｋ２を使ってその後の
通信メッセージを安全に送ることができる。
【００２２】本発明の別の実施例では、電子マネー転送
又はその他の秘密データの転送のためにその方法を使用
することができる。そのプロセスを使って通信システム
のユーザー間で電子マネーを転送することができる。こ
の実施例では、他のユーザーと直接通信している各ユー
ザーは、前記の他のユーザーの全ての確認パラメータを
確かめることによってそのユーザーを確認する。通信し
合うユーザー同士は、その２ユーザー間での通信用のキ
ーについて合意する。また、特定のユーザーが発した通
信メッセージが１ユーザーからのユーザーに渡される毎
に、その通信メッセージを発したユーザーの全ての確認
パラメータが受信側ユーザーによって確かめられる。
又はその他の秘密データの転送のためにその方法を使用
することができる。そのプロセスを使って通信システム
のユーザー間で電子マネーを転送することができる。こ
の実施例では、他のユーザーと直接通信している各ユー
ザーは、前記の他のユーザーの全ての確認パラメータを
確かめることによってそのユーザーを確認する。通信し
合うユーザー同士は、その２ユーザー間での通信用のキ
ーについて合意する。また、特定のユーザーが発した通
信メッセージが１ユーザーからのユーザーに渡される毎
に、その通信メッセージを発したユーザーの全ての確認
パラメータが受信側ユーザーによって確かめられる。
【００２３】電子マネーの転送のために、公開キーＥ０
及び秘密キーＤ０を有する公開キー・アルゴリズムＡ０
がシステムに割り当てられる。当該関数ｆ（ｔ，ｐ）に
ついて同じ結果を与えるような、変数ｔ及びｐの値の２
つの異なる対を計算で発見することが不可能であるよう
に、即ち、t 及びｐの値の異なる対をランダムに選べば
ｆ（ｔ，ｐ）が同じ結果を与える可能性がゼロに近くな
るように、関数ｆ（ｔ，ｐ）が定義される。Ｅ０、ｆ
（ｔ，ｐ）及びＡ０は、本発明に従って動作するシステ
ムの移動局及び銀行を含む、本発明を利用する全てのユ
ーザーに知らされる。本発明に従って動作する移動局Ｍ
ｘのサービスの開始時に、キーＥｍｘ及びＤｍｘを有す
る公開キー・アルゴリズムＡｍｘが移動局Ｍｘに割り当
てられる。Ｍｘには識別子ｍｘも割り当てられる。識別
子ｍｘはＭx についての証明子（certificate ）Ｃｍｘ
を計算するために使用され、ここでＣｍｘ＝Ｄ０（ｆ
（ｍｘ，Ｅｍｘ））である。同様に、本発明に従って動
作する各銀行ＢａｘにはキーＥｂａｘ及びＤｂａｘを有
する公開キー・アルゴリズムＡｂａｘが割り当てられる
とともに、Ｂａｘについての証明子Ｃｂａｘを計算する
ために使用される識別子ｂａｘも割り当てられ、ここで
Ｃｂａｘ＝Ｘ０（ｆ（ｂａｘ，Ｅｂａｘ））である。Ｍ
ｘについての確認トリプレットは（ｍｘ，Ｅｍｘ，Ｃｍ
ｘ）であり、Ｂａｘについての確認トリプレットは（ｂ
ａｘ，Ｅｂａｘ，Ｃｂａｘ）である。移動局のユーザー
の識別子が銀行を装うために使われるのを防止するため
に、識別子ｍｘ及びｂａｘをそれぞれ移動局及び銀行の
識別子として区別することができる。
及び秘密キーＤ０を有する公開キー・アルゴリズムＡ０
がシステムに割り当てられる。当該関数ｆ（ｔ，ｐ）に
ついて同じ結果を与えるような、変数ｔ及びｐの値の２
つの異なる対を計算で発見することが不可能であるよう
に、即ち、t 及びｐの値の異なる対をランダムに選べば
ｆ（ｔ，ｐ）が同じ結果を与える可能性がゼロに近くな
るように、関数ｆ（ｔ，ｐ）が定義される。Ｅ０、ｆ
（ｔ，ｐ）及びＡ０は、本発明に従って動作するシステ
ムの移動局及び銀行を含む、本発明を利用する全てのユ
ーザーに知らされる。本発明に従って動作する移動局Ｍ
ｘのサービスの開始時に、キーＥｍｘ及びＤｍｘを有す
る公開キー・アルゴリズムＡｍｘが移動局Ｍｘに割り当
てられる。Ｍｘには識別子ｍｘも割り当てられる。識別
子ｍｘはＭx についての証明子（certificate ）Ｃｍｘ
を計算するために使用され、ここでＣｍｘ＝Ｄ０（ｆ
（ｍｘ，Ｅｍｘ））である。同様に、本発明に従って動
作する各銀行ＢａｘにはキーＥｂａｘ及びＤｂａｘを有
する公開キー・アルゴリズムＡｂａｘが割り当てられる
とともに、Ｂａｘについての証明子Ｃｂａｘを計算する
ために使用される識別子ｂａｘも割り当てられ、ここで
Ｃｂａｘ＝Ｘ０（ｆ（ｂａｘ，Ｅｂａｘ））である。Ｍ
ｘについての確認トリプレットは（ｍｘ，Ｅｍｘ，Ｃｍ
ｘ）であり、Ｂａｘについての確認トリプレットは（ｂ
ａｘ，Ｅｂａｘ，Ｃｂａｘ）である。移動局のユーザー
の識別子が銀行を装うために使われるのを防止するため
に、識別子ｍｘ及びｂａｘをそれぞれ移動局及び銀行の
識別子として区別することができる。
【００２４】ユーザーは、電子マネーを銀行に預けたり
銀行から引き出したり、キャッシュを他のユーザーに移
転したりすることができる。電子マネーは、額の表示
と、その電子マネーを発行した銀行の銀行証明子を含む
確認パラメータとを包含する。２ユーザー同士が直接通
信する毎に、該ユーザーは（移動局Ｍｘ及び基地局Ｂｘ
を通信の当事者としてのユーザーと置き換えて）本発明
の第１の実施例について上で説明した確認及びキー合意
の方法を使って、互いに確認し合ってセッション・キー
を作成する。各ユーザーは移動局或いは銀行であってよ
い。電子マネーが２ユーザー間で移転されるときには、
直接通信する２ユーザー間で確認及びキー合意がなされ
た後、その電子マネーを発行した銀行の全ての確認パラ
メータが受け取り側のユーザーによって確かめられる。
銀行から引き出したり、キャッシュを他のユーザーに移
転したりすることができる。電子マネーは、額の表示
と、その電子マネーを発行した銀行の銀行証明子を含む
確認パラメータとを包含する。２ユーザー同士が直接通
信する毎に、該ユーザーは（移動局Ｍｘ及び基地局Ｂｘ
を通信の当事者としてのユーザーと置き換えて）本発明
の第１の実施例について上で説明した確認及びキー合意
の方法を使って、互いに確認し合ってセッション・キー
を作成する。各ユーザーは移動局或いは銀行であってよ
い。電子マネーが２ユーザー間で移転されるときには、
直接通信する２ユーザー間で確認及びキー合意がなされ
た後、その電子マネーを発行した銀行の全ての確認パラ
メータが受け取り側のユーザーによって確かめられる。
【００２５】添付図面と関連させて以下の詳しい解説を
検討すれば、本発明の方法をより充分に理解することが
できる。
検討すれば、本発明の方法をより充分に理解することが
できる。
【００２６】
【発明の実施の形態】図１は、本発明の実施例に従って
構成された通信システム１００のブロック図である。シ
ステム１００は、基地局Ｂ１及びＢ２、陸線通信網１４
２、及び移動局Ｍ１及びＭ２から成る。図では２つの基
地局と２つの移動局とを包含するものとして示されてい
るけれども、システム１００が包含する基地局及び移動
局の数は図１に示されている数より多くても少なくても
よい。移動局Ｍ１及びＭ２は、Ｍ１或いはＭ２のユーザ
ーと他の移動電話との間で、或いはそのユーザーと、陸
線通信網１４２に接続されている陸線電話との間で音声
通信を提供する移動電話であることができる。移動局Ｍ
１及びＭ２は、個人通信装置や、無線モデムを通して動
作するラップトップ型コンピュータなどの、システム１
００の規格に従って動作することのできる他の如何なる
種類の移動通信装置であってもよい。陸線通信網１４２
は、公衆交換電話回線網（ＰＳＴＮ）、或いは、通話経
路選択、登録、並びに、システム１００の１基地局から
他の基地局への移動局のハンドオフを制御する移動交換
センターを含むシステム１００のための私設陸線通信網
であることができる。システム１００では、移動局Ｍ１
及びＭ２はＲＦリンクを通してシステム１００の基地局
と通信しながらシステム１００の通達範囲の中を動き回
ることができる。図１では、移動局Ｍ１及びＭ２は、そ
れぞれＲＦリンク１４４及び１４６を介して、それぞれ
基地局Ｂ１及びＢ２と通信しているものとして図示され
ている。システム１００は、移動局Ｍ１、Ｍ２、及び基
地局Ｂ１、Ｂ２の間のＲＦリンクにデジタルインターフ
ェースを提供する如何なる通信システム規格に従って動
作してもよい。デジタル通信システムのデザイン及び動
作は公知であるので、本書では詳しくは説明しない。シ
ステム１００はいろいろに実現されることができる。例
えば、システム１００のデジタルＲＦインターフェース
は、通信工業協会／電子工業協会（Telecommunications
Industry Association/Electronic Industry Associat
ion(TIA/EIA)）のＩＳ−１３６、ＩＳ−９５、及びＰＣ
Ｓ１９００規格と類似する規格や欧州ＧＳＭ規格に従っ
て動作することができる。
構成された通信システム１００のブロック図である。シ
ステム１００は、基地局Ｂ１及びＢ２、陸線通信網１４
２、及び移動局Ｍ１及びＭ２から成る。図では２つの基
地局と２つの移動局とを包含するものとして示されてい
るけれども、システム１００が包含する基地局及び移動
局の数は図１に示されている数より多くても少なくても
よい。移動局Ｍ１及びＭ２は、Ｍ１或いはＭ２のユーザ
ーと他の移動電話との間で、或いはそのユーザーと、陸
線通信網１４２に接続されている陸線電話との間で音声
通信を提供する移動電話であることができる。移動局Ｍ
１及びＭ２は、個人通信装置や、無線モデムを通して動
作するラップトップ型コンピュータなどの、システム１
００の規格に従って動作することのできる他の如何なる
種類の移動通信装置であってもよい。陸線通信網１４２
は、公衆交換電話回線網（ＰＳＴＮ）、或いは、通話経
路選択、登録、並びに、システム１００の１基地局から
他の基地局への移動局のハンドオフを制御する移動交換
センターを含むシステム１００のための私設陸線通信網
であることができる。システム１００では、移動局Ｍ１
及びＭ２はＲＦリンクを通してシステム１００の基地局
と通信しながらシステム１００の通達範囲の中を動き回
ることができる。図１では、移動局Ｍ１及びＭ２は、そ
れぞれＲＦリンク１４４及び１４６を介して、それぞれ
基地局Ｂ１及びＢ２と通信しているものとして図示され
ている。システム１００は、移動局Ｍ１、Ｍ２、及び基
地局Ｂ１、Ｂ２の間のＲＦリンクにデジタルインターフ
ェースを提供する如何なる通信システム規格に従って動
作してもよい。デジタル通信システムのデザイン及び動
作は公知であるので、本書では詳しくは説明しない。シ
ステム１００はいろいろに実現されることができる。例
えば、システム１００のデジタルＲＦインターフェース
は、通信工業協会／電子工業協会（Telecommunications
Industry Association/Electronic Industry Associat
ion(TIA/EIA)）のＩＳ−１３６、ＩＳ−９５、及びＰＣ
Ｓ１９００規格と類似する規格や欧州ＧＳＭ規格に従っ
て動作することができる。
【００２７】移動局Ｍ１は、システム１００の基地局と
無線信号をやりとりするためのアンテナ１０２に結合さ
れた送受信ユニット１０４を含む。移動局Ｍ１はユーザ
ーインターフェース１０８を含んでおり、これは、コン
ピュータキーボード、又はキーパッド、マイクロホン及
び受話口を有する移動局の送受器であることができる。
移動局Ｍ１の制御ユニット１０６は、通常の方法でチャ
ネル選択及びその他のシステム機能を制御し、論理ユニ
ット１１２は移動局の一般的動作を制御する。論理ユニ
ット１１２を利用して、本発明の実施例に従って送受信
されるメッセージに対する暗号化及び解読の機能を実現
し実行することもできる。ディスプレイ１１０は、移動
局Ｍ１のユーザーに対して一般的視覚インターフェース
を提供するものであり、論理ユニット１１２の制御下に
ある。移動局Ｍ２は送受信ユニット１１６と、ユーザー
インターフェース１２０と、制御ユニット１１８と、論
理ユニット１２４と、ディスプレイ１２２とを包含して
おり、これらは各々移動局Ｍ１の対応する部分について
説明したのと同じ機能を持っている。
無線信号をやりとりするためのアンテナ１０２に結合さ
れた送受信ユニット１０４を含む。移動局Ｍ１はユーザ
ーインターフェース１０８を含んでおり、これは、コン
ピュータキーボード、又はキーパッド、マイクロホン及
び受話口を有する移動局の送受器であることができる。
移動局Ｍ１の制御ユニット１０６は、通常の方法でチャ
ネル選択及びその他のシステム機能を制御し、論理ユニ
ット１１２は移動局の一般的動作を制御する。論理ユニ
ット１１２を利用して、本発明の実施例に従って送受信
されるメッセージに対する暗号化及び解読の機能を実現
し実行することもできる。ディスプレイ１１０は、移動
局Ｍ１のユーザーに対して一般的視覚インターフェース
を提供するものであり、論理ユニット１１２の制御下に
ある。移動局Ｍ２は送受信ユニット１１６と、ユーザー
インターフェース１２０と、制御ユニット１１８と、論
理ユニット１２４と、ディスプレイ１２２とを包含して
おり、これらは各々移動局Ｍ１の対応する部分について
説明したのと同じ機能を持っている。
【００２８】基地局Ｂ１は、移動局と無線信号をやりと
りするためのアンテナ１３４に結合された送受信ユニッ
ト１３６を包含している。Ｂ１は制御ユニット１３８と
プロセッサ１４０も包含している。制御ユニット１３８
は、移動局への適当な制御メッセージを作成することに
よってＲＦチャネル選択及び割り当てを制御するととも
に、陸線通信網１４２とインターフェースするなどの他
の所要のシステム機能を制御する。プロセッサ１４０を
利用して、通信を機密保護するために使われる暗号化及
び解読の機能を実現し実行することができる。基地局Ｂ
２は、送受信ユニット１２８、アンテナ１２６、制御ユ
ニット１３０、及びプロセッサ１３２を包含しており、
これらは各々基地局Ｂ１の対応する部分について説明し
たのと同じ機能を持っている。
りするためのアンテナ１３４に結合された送受信ユニッ
ト１３６を包含している。Ｂ１は制御ユニット１３８と
プロセッサ１４０も包含している。制御ユニット１３８
は、移動局への適当な制御メッセージを作成することに
よってＲＦチャネル選択及び割り当てを制御するととも
に、陸線通信網１４２とインターフェースするなどの他
の所要のシステム機能を制御する。プロセッサ１４０を
利用して、通信を機密保護するために使われる暗号化及
び解読の機能を実現し実行することができる。基地局Ｂ
２は、送受信ユニット１２８、アンテナ１２６、制御ユ
ニット１３０、及びプロセッサ１３２を包含しており、
これらは各々基地局Ｂ１の対応する部分について説明し
たのと同じ機能を持っている。
【００２９】ここで図２を参照すると、本発明の実施例
に従って動作する通信システムでキー合意及び確認を行
うために実行されるプロセスのステップを示す流れ図が
示されている。この実施例では、公開キーＥ０及び秘密
キーＤ０を有する公開キー・アルゴリズムＡ０がシステ
ムに割り当てられる。当該関数ｆ（ｔ，ｐ）について同
じ結果を与えるような、変数ｔ及びｐの値の２つの異な
る対を計算で発見することが不可能であるように、即
ち、ｔ及びｐの値の異なる対をランダムに選べばｆ
（ｔ，ｐ）が同じ結果を与える可能性がゼロに近くなる
ように、関数ｆ（ｔ，ｐ）が定義される。例えば、関数
ｆ（ｔ、ｐ）は送信されるメッセージを短くするために
一般的に使われるハッシング関数（hushing function）
Ｈ（ｔ、ｐ）であってよく、その値Ｈ（ｔ、ｐ）は、ｔ
及びｐの排他的論理和である。Ｅ０、ｆ（ｔ、ｐ）及び
Ａ０は、本発明に従って動作するシステム１００の全て
の移動局及び基地局に知らされる。システム１００にお
いて本発明に従って動作する移動局Ｍｘのサービス開始
時に、キーＥｍｘ及びＤｍｘを有する公開キー・アルゴ
リズムが移動局Ｍｘに割り当てられる。このｘは整数に
等しい。Ｍｘには識別子ｍｘも割り当てられる。識別子
ｍｘはＭｘについての証明子Ｃｍｘを計算するために使
用され、ここでＣｍｘ＝Ｄ０（ｆ（ｍｘ，Ｅｍｘ））で
ある。同様に、本発明に従って動作する各基地局Ｂｘ
（このｘは整数に等しい）には、キーＥｂｘ及びＤｂｘ
を有する公開キー・アルゴリズムＡｂｘが割り当てられ
るとともに、Ｂｘについての証明子Ｃｂｘを計算するた
めに使用される識別子ｂｘも割り当てられ、ここでＣｂ
ｘ＝Ｄ０（ｆ（ｂｘ、Ｅｂｘ））である。Ｍｘについて
の確認トリプレットは（ｍｘ、Ｅｍｘ、Ｃｍｘ）であ
り、Ｂｘについての確認トリプレットは（ｂｘ、Ｅｂ
ｘ、Ｃｂｘ）である。移動局のユーザーの識別子が基地
局を装うために使われるのを防ぐために、システム内で
識別子ｍｘ及びｂｘをそれぞれ移動局及び基地局の識別
子として区別することができる。
に従って動作する通信システムでキー合意及び確認を行
うために実行されるプロセスのステップを示す流れ図が
示されている。この実施例では、公開キーＥ０及び秘密
キーＤ０を有する公開キー・アルゴリズムＡ０がシステ
ムに割り当てられる。当該関数ｆ（ｔ，ｐ）について同
じ結果を与えるような、変数ｔ及びｐの値の２つの異な
る対を計算で発見することが不可能であるように、即
ち、ｔ及びｐの値の異なる対をランダムに選べばｆ
（ｔ，ｐ）が同じ結果を与える可能性がゼロに近くなる
ように、関数ｆ（ｔ，ｐ）が定義される。例えば、関数
ｆ（ｔ、ｐ）は送信されるメッセージを短くするために
一般的に使われるハッシング関数（hushing function）
Ｈ（ｔ、ｐ）であってよく、その値Ｈ（ｔ、ｐ）は、ｔ
及びｐの排他的論理和である。Ｅ０、ｆ（ｔ、ｐ）及び
Ａ０は、本発明に従って動作するシステム１００の全て
の移動局及び基地局に知らされる。システム１００にお
いて本発明に従って動作する移動局Ｍｘのサービス開始
時に、キーＥｍｘ及びＤｍｘを有する公開キー・アルゴ
リズムが移動局Ｍｘに割り当てられる。このｘは整数に
等しい。Ｍｘには識別子ｍｘも割り当てられる。識別子
ｍｘはＭｘについての証明子Ｃｍｘを計算するために使
用され、ここでＣｍｘ＝Ｄ０（ｆ（ｍｘ，Ｅｍｘ））で
ある。同様に、本発明に従って動作する各基地局Ｂｘ
（このｘは整数に等しい）には、キーＥｂｘ及びＤｂｘ
を有する公開キー・アルゴリズムＡｂｘが割り当てられ
るとともに、Ｂｘについての証明子Ｃｂｘを計算するた
めに使用される識別子ｂｘも割り当てられ、ここでＣｂ
ｘ＝Ｄ０（ｆ（ｂｘ、Ｅｂｘ））である。Ｍｘについて
の確認トリプレットは（ｍｘ、Ｅｍｘ、Ｃｍｘ）であ
り、Ｂｘについての確認トリプレットは（ｂｘ、Ｅｂ
ｘ、Ｃｂｘ）である。移動局のユーザーの識別子が基地
局を装うために使われるのを防ぐために、システム内で
識別子ｍｘ及びｂｘをそれぞれ移動局及び基地局の識別
子として区別することができる。
【００３０】キー関数Ｅｍｘ、Ｄｍｘ、Ｅｂｘ及びＤｂ
ｘは、ラビン（Rabin ）の基準に従って選択することが
できる。この例についてのラビンのアルゴリズムでは、
選択された所定の数Ｎを用いて２つの素数ｐ及びｑを選
択するが、ここでｐ×ｑ＝Ｎ、ｐ＝４ｋ１＋３、ｑ＝４
ｋ２＋３であり、ｋ１及びｋ２は定数である。Ｎは公に
知られてもよいが、ｐ及びｑは秘密に保たれなければな
らない。ＥｍｘはＥｍｘ（ｃ）＝（ｃ）２ｍｏｄＮｍｘ
と定義され、ＤｍｘはＤｍｘ（ｃ）＝ｃ１／２ｍｏｄＮ
ｍｘと定義され、このｃは暗号化された値である。ｃ１
／２についてＤｍｘ（ｃ）を解くために、解ｘ１＝±ｃ
（ｐ＋１）／４、及びｘ２＝±ｃ（ｑ＋１）／４を用い
て方程式ｘ２＝ｃｍｏｄｐ、及びｘ２＝ｃｍｏｄｑを解
く。ａｐ＋ｂｑ＝１となるような２つの値ａ及びｂが見
つかったら、方程式ｃ１／２＝ｂｑｘ１＋ａｐｘ２ｍｏ
ｄＮｍｘによってｃ１／２を見つけることができる。Ｄ
ｂｘ及びＥｂｘを使うプロセス、及びＥ０及びＤ０を使
うプロセスは、Ｅｘｍ及びＤｍｘを使うプロセスと同一
である。証明子Ｃｍｘ＝Ｄ０（ｆ（ｍｘ、Ｅｍｘ））＝
（ｆ（ｍｘ、Ｅｍｘ））１／２ｍｏｄＮ０であり、証明
子Ｃｂｘ＝Ｄ０（ｆ（ｂｃ、Ｅｂｘ））＝（ｆ（ｂｘ、
Ｅｂｘ））１／２ｍｏｄＮ０である。ラビンのアルゴリ
ズムについての一般的解説が、１９９５年にＣＲＣから
刊行されたスティンソン(Stinson) の書物“暗号法、理
論及び実際（Cryptography, Theory and Practice)”の
ページ１４３−１４８に記載されている。
ｘは、ラビン（Rabin ）の基準に従って選択することが
できる。この例についてのラビンのアルゴリズムでは、
選択された所定の数Ｎを用いて２つの素数ｐ及びｑを選
択するが、ここでｐ×ｑ＝Ｎ、ｐ＝４ｋ１＋３、ｑ＝４
ｋ２＋３であり、ｋ１及びｋ２は定数である。Ｎは公に
知られてもよいが、ｐ及びｑは秘密に保たれなければな
らない。ＥｍｘはＥｍｘ（ｃ）＝（ｃ）２ｍｏｄＮｍｘ
と定義され、ＤｍｘはＤｍｘ（ｃ）＝ｃ１／２ｍｏｄＮ
ｍｘと定義され、このｃは暗号化された値である。ｃ１
／２についてＤｍｘ（ｃ）を解くために、解ｘ１＝±ｃ
（ｐ＋１）／４、及びｘ２＝±ｃ（ｑ＋１）／４を用い
て方程式ｘ２＝ｃｍｏｄｐ、及びｘ２＝ｃｍｏｄｑを解
く。ａｐ＋ｂｑ＝１となるような２つの値ａ及びｂが見
つかったら、方程式ｃ１／２＝ｂｑｘ１＋ａｐｘ２ｍｏ
ｄＮｍｘによってｃ１／２を見つけることができる。Ｄ
ｂｘ及びＥｂｘを使うプロセス、及びＥ０及びＤ０を使
うプロセスは、Ｅｘｍ及びＤｍｘを使うプロセスと同一
である。証明子Ｃｍｘ＝Ｄ０（ｆ（ｍｘ、Ｅｍｘ））＝
（ｆ（ｍｘ、Ｅｍｘ））１／２ｍｏｄＮ０であり、証明
子Ｃｂｘ＝Ｄ０（ｆ（ｂｃ、Ｅｂｘ））＝（ｆ（ｂｘ、
Ｅｂｘ））１／２ｍｏｄＮ０である。ラビンのアルゴリ
ズムについての一般的解説が、１９９５年にＣＲＣから
刊行されたスティンソン(Stinson) の書物“暗号法、理
論及び実際（Cryptography, Theory and Practice)”の
ページ１４３−１４８に記載されている。
【００３１】また、キー関数Ｅｍｘ、Ｄｍｘ、Ｅｂｘ、
及びＤｂｘをライベスト、シャミル及びエイドルマン
（ＲＳＡ）の基準（Rivest, Shamir and Adleman (RSA)
criteria ）に従って選択してもよい。ＲＳＡでは２つ
の（大きな）素数ｐ及びｑを始めに選択するが、ここで
ｐ×ｑ＝Ｎである。次に他の２つの値ａ２及びｂ２を選
択するが、ここで（ａ２）（ｂ２）＝１ｍｏｄ（ｐ−
１）（ｑ−１）である。Ｎ及びａ２は公開されてもよい
が、ｂ２は秘密に保たれなければならない。Ｅｍ２及び
Ｄｍ２はＥｍ２（ｃ）＝（ｃ）ａ２ｍｏｄＮ、Ｄｍ２＝
（ｃ）ｂ２ｍｏｄＮと定義される。ＲＳＡアルゴリズム
についての詳しい解説が１９９６年にジョン・ワイリー
・アンド・サンズから出版されたリンチ（Lynch ）他の
書物“デジタルマネー（Digital Money)”のページ７６
−８６に記載されている。
及びＤｂｘをライベスト、シャミル及びエイドルマン
（ＲＳＡ）の基準（Rivest, Shamir and Adleman (RSA)
criteria ）に従って選択してもよい。ＲＳＡでは２つ
の（大きな）素数ｐ及びｑを始めに選択するが、ここで
ｐ×ｑ＝Ｎである。次に他の２つの値ａ２及びｂ２を選
択するが、ここで（ａ２）（ｂ２）＝１ｍｏｄ（ｐ−
１）（ｑ−１）である。Ｎ及びａ２は公開されてもよい
が、ｂ２は秘密に保たれなければならない。Ｅｍ２及び
Ｄｍ２はＥｍ２（ｃ）＝（ｃ）ａ２ｍｏｄＮ、Ｄｍ２＝
（ｃ）ｂ２ｍｏｄＮと定義される。ＲＳＡアルゴリズム
についての詳しい解説が１９９６年にジョン・ワイリー
・アンド・サンズから出版されたリンチ（Lynch ）他の
書物“デジタルマネー（Digital Money)”のページ７６
−８６に記載されている。
【００３２】図２の流れ図は、移動局Ｍ１と基地局Ｂ１
との間の通信にキー合意及び確認処理手順が使われる例
を示している。図示の例では、プロセスは基地局Ｂ１か
ら始まっているけれども、プロセスはＭ１及びＢ１のど
ちらから始まってもよい。プロセスはステップ２００か
ら始まり、ここでキー合意及び確認処理手順がＢ１で開
始される。ステップ２０２でＢ１はトリプレット（ｂ
１、Ｅｂ１、Ｃｂ）をＭ１に送る。次に、ステップ２０
４で、Ｍ１は受け取った値ｂ１及びＥｂ１からｆ（ｂ
１、Ｅｂ１）を計算する。次にプロセスはステップ２０
６に移行し、ここでＭ１は、計算されたｆ（ｂ１、Ｅｂ
１）がＥ０（Ｃｂ）に等しいか否か判定することによっ
てＣｂを確認するが、このＣｂは、Ｂ１からトリプレッ
ト（ｂ１、Ｅｂ１、Ｃｂ）で受け取った値Ｃｂである。
もしｆ（ｂ１、Ｅｂ１）がＥ０（Ｃｂ）に等しくなけれ
ば、Ｃｂは本物であるとは認められず、ステップ２０２
で受け取ったトリプレットはＢ１に扮したものが送った
ものかも知れない。この場合にはプロセスはステップ２
０８に移行して終了する。しかし、ｆ（ｂ１、Ｅｂ１）
がＥ０（Ｃｂ）に等しければ、Ｃｂは本物であると認め
られ、プロセスはステップ２１０に移行する。
との間の通信にキー合意及び確認処理手順が使われる例
を示している。図示の例では、プロセスは基地局Ｂ１か
ら始まっているけれども、プロセスはＭ１及びＢ１のど
ちらから始まってもよい。プロセスはステップ２００か
ら始まり、ここでキー合意及び確認処理手順がＢ１で開
始される。ステップ２０２でＢ１はトリプレット（ｂ
１、Ｅｂ１、Ｃｂ）をＭ１に送る。次に、ステップ２０
４で、Ｍ１は受け取った値ｂ１及びＥｂ１からｆ（ｂ
１、Ｅｂ１）を計算する。次にプロセスはステップ２０
６に移行し、ここでＭ１は、計算されたｆ（ｂ１、Ｅｂ
１）がＥ０（Ｃｂ）に等しいか否か判定することによっ
てＣｂを確認するが、このＣｂは、Ｂ１からトリプレッ
ト（ｂ１、Ｅｂ１、Ｃｂ）で受け取った値Ｃｂである。
もしｆ（ｂ１、Ｅｂ１）がＥ０（Ｃｂ）に等しくなけれ
ば、Ｃｂは本物であるとは認められず、ステップ２０２
で受け取ったトリプレットはＢ１に扮したものが送った
ものかも知れない。この場合にはプロセスはステップ２
０８に移行して終了する。しかし、ｆ（ｂ１、Ｅｂ１）
がＥ０（Ｃｂ）に等しければ、Ｃｂは本物であると認め
られ、プロセスはステップ２１０に移行する。
【００３３】ステップ２１０でＭ１は暗号化キー（ｋ
１）を選択する。次に、ステップ２１２で、Ｍ１はＥｂ
１をｋ１に適用してＥｂ１（ｋ１）を作り、Ｅｂ（ｋ
１）をＢ１に送る。Ｍ１からＥｂ１（ｋ１）を受け取っ
た後、Ｂ１はステップ２１４でＤｂ１をＥｂ１（ｋ１）
に適用してＤｂ１（Ｅｂ１（ｋ））＝ｋ１を作る。次
に、ステップ２１６で、Ｍ１はｋ１を使ってＭ１のトリ
プレット（ｍ１、Ｅｍ１、Ｃｍ１）を暗号化し、その暗
号化されたトリプレットをＢ１に送る。その暗号化され
ているトリプレットを受け取った後、Ｂ１はステップ２
１８で暗号化されているトリプレットをｋ１を使って解
読してトリプレット（ｍ１、Ｅｍ１、Ｃｍ１）を作り直
す。次に、ステップ２２０で、Ｂ１は、Ｍ１からのトリ
プレットで受け取ったｍ１とＥｍ１との値を使ってｆ
（ｍ１、Ｅｍ１）を計算する。次にプロセスはステップ
２２２に移行し、ここでＢ１は、計算されたｆ（ｍ１、
Ｅｍ１）がＥ０（Ｃｍ）に等しいか否か判定することに
よってＣｍが本物かどうか確認するが、ここでＣｍはト
リプレットでＭ１から受け取ったＣｍである。もしｆ
（ｍ１、Ｅｍ１）がＥ０（Ｃｍ）に等しくなければ、Ｃ
ｍは本物とは認められず、そのトリプレットはＭ１に扮
したものが送ったものかも知れない。この場合には、プ
ロセスはステップ２２４に移行して終了する。しかし、
ｆ（ｍ１、Ｅｍ１）がＥ０（Ｃｍ）に等しければ、Ｃｍ
は本物であると認められ、プロセスはステップ２２６に
移行する。
１）を選択する。次に、ステップ２１２で、Ｍ１はＥｂ
１をｋ１に適用してＥｂ１（ｋ１）を作り、Ｅｂ（ｋ
１）をＢ１に送る。Ｍ１からＥｂ１（ｋ１）を受け取っ
た後、Ｂ１はステップ２１４でＤｂ１をＥｂ１（ｋ１）
に適用してＤｂ１（Ｅｂ１（ｋ））＝ｋ１を作る。次
に、ステップ２１６で、Ｍ１はｋ１を使ってＭ１のトリ
プレット（ｍ１、Ｅｍ１、Ｃｍ１）を暗号化し、その暗
号化されたトリプレットをＢ１に送る。その暗号化され
ているトリプレットを受け取った後、Ｂ１はステップ２
１８で暗号化されているトリプレットをｋ１を使って解
読してトリプレット（ｍ１、Ｅｍ１、Ｃｍ１）を作り直
す。次に、ステップ２２０で、Ｂ１は、Ｍ１からのトリ
プレットで受け取ったｍ１とＥｍ１との値を使ってｆ
（ｍ１、Ｅｍ１）を計算する。次にプロセスはステップ
２２２に移行し、ここでＢ１は、計算されたｆ（ｍ１、
Ｅｍ１）がＥ０（Ｃｍ）に等しいか否か判定することに
よってＣｍが本物かどうか確認するが、ここでＣｍはト
リプレットでＭ１から受け取ったＣｍである。もしｆ
（ｍ１、Ｅｍ１）がＥ０（Ｃｍ）に等しくなければ、Ｃ
ｍは本物とは認められず、そのトリプレットはＭ１に扮
したものが送ったものかも知れない。この場合には、プ
ロセスはステップ２２４に移行して終了する。しかし、
ｆ（ｍ１、Ｅｍ１）がＥ０（Ｃｍ）に等しければ、Ｃｍ
は本物であると認められ、プロセスはステップ２２６に
移行する。
【００３４】ステップ２２６でＢ１は新しい暗号化キー
（ｋ２）を選択する。Ｂ１はｋ２をその後の暗号化のた
めに使用する。次に、ステップ２２８で、Ｂ１はＥｍ１
をｋ２に適用してＥｍ１（ｋ２）を作る。次に、ステッ
プ２３０で、Ｂ１はｋ１を使ってＥｍ１（ｋ２）を暗号
化し、その暗号化されたＥｍ１（ｋ２）をＭ１に送る。
その暗号化されているＥｍ１（ｋ２）を受け取ると、Ｍ
１はステップ２３２でその暗号化されているＥｍ１（ｋ
２）を解読し、Ｄｍ１をＥｍ１（ｋ２）に適用してＤｍ
１（Ｅｍ１（ｋ２））＝ｋ２を作る。次に、ステップ２
３４で、Ｍ１はｋ２をそのセッション暗号化キーとして
指定する。この段階で、Ｍ１及びＢ１はセッション・キ
ーｋ２を使って暗号通信を行えるようになる。キー確認
及び指定のプロセスは次にステップ２３６に移行して終
了する。
（ｋ２）を選択する。Ｂ１はｋ２をその後の暗号化のた
めに使用する。次に、ステップ２２８で、Ｂ１はＥｍ１
をｋ２に適用してＥｍ１（ｋ２）を作る。次に、ステッ
プ２３０で、Ｂ１はｋ１を使ってＥｍ１（ｋ２）を暗号
化し、その暗号化されたＥｍ１（ｋ２）をＭ１に送る。
その暗号化されているＥｍ１（ｋ２）を受け取ると、Ｍ
１はステップ２３２でその暗号化されているＥｍ１（ｋ
２）を解読し、Ｄｍ１をＥｍ１（ｋ２）に適用してＤｍ
１（Ｅｍ１（ｋ２））＝ｋ２を作る。次に、ステップ２
３４で、Ｍ１はｋ２をそのセッション暗号化キーとして
指定する。この段階で、Ｍ１及びＢ１はセッション・キ
ーｋ２を使って暗号通信を行えるようになる。キー確認
及び指定のプロセスは次にステップ２３６に移行して終
了する。
【００３５】図２のプロセスにおいて、ステップ２００
−２１４はＢ１が本物であることをＭ１に証明するもの
である。Ｂ１を装うために、詐欺師Ｘは、関数ｆ（ｂ
１、Ｅｂ１）の性質の故に、同一のトリプレット（ｂ
１、Ｅｂ１、Ｃｂ１）をＭ１に送らなければならない。
たとえＸがトリプレット（ｂ１、Ｅｂ１、Ｃｂ１）を首
尾よく入手できても、ステップ２１４はＸがキーｋ１を
入手して通信を続けることを阻止する。ステップ２１６
−２３２は、Ｍ１が本物であることをＢ１に証明する。
詐欺師ＸがＭ１のトリプレット（ｍ１、Ｅｍ１、Ｃｍ
１）を手に入れることに成功しても、ステップ２２２は
Ｘがキーｋ２を手に入れて通信を続けることを阻止す
る。ｋ１を使う暗号化もステップ２１８で詐欺師が干渉
して基地局を装うことを阻止する。
−２１４はＢ１が本物であることをＭ１に証明するもの
である。Ｂ１を装うために、詐欺師Ｘは、関数ｆ（ｂ
１、Ｅｂ１）の性質の故に、同一のトリプレット（ｂ
１、Ｅｂ１、Ｃｂ１）をＭ１に送らなければならない。
たとえＸがトリプレット（ｂ１、Ｅｂ１、Ｃｂ１）を首
尾よく入手できても、ステップ２１４はＸがキーｋ１を
入手して通信を続けることを阻止する。ステップ２１６
−２３２は、Ｍ１が本物であることをＢ１に証明する。
詐欺師ＸがＭ１のトリプレット（ｍ１、Ｅｍ１、Ｃｍ
１）を手に入れることに成功しても、ステップ２２２は
Ｘがキーｋ２を手に入れて通信を続けることを阻止す
る。ｋ１を使う暗号化もステップ２１８で詐欺師が干渉
して基地局を装うことを阻止する。
【００３６】本発明の他の実施例では、確認及びキー合
意の方法を利用して電子マネーの安全な流れを提供する
ことができる。ここで図３を参照すると、電子マネーを
移転するための通信システムが図示されている。システ
ム３００は、図１のシステム１００と、銀行１及び銀行
２から成る。銀行１及び銀行２は、それぞれ普通の電話
回線３０２及び３０４を通して陸線通信網１４２に接続
されている。システム１００は、図１について解説した
とおりのものである。銀行１及び銀行２は、各々、移動
局Ｍ１の制御ユニット１０６及び論理ユニット１１２と
類似する、電話回線３０２及び３０４を介して受け取っ
たメッセージを暗号化したり解読したりすることのでき
る通信装置を包含している。電子マネーの移転は、移動
局Ｍ１及びＭ２と、電子マネーの流れの終点としての銀
行１及び銀行２の間で行われる。確認及びキー合意の処
理手順が電子マネーの流れの終点同士の間で行われる。
移動局Ｍ１及びＭ２、及び銀行１及び銀行２のいずれか
の間の確認及びキー合意の処理手順は、図２のプロセス
におけるＭ１及びＢ１の代わりに、そのうちの２つが通
信の当事者となって、図２のプロセスによって行われる
ことができる。移動局Ｍ１及びＭ２と基地局Ｂ１及びＢ
２との間の通信は図２について説明したとおりに暗号化
され得るけれども、それは選択自由である。移動局と基
地局との間での確認及びキー合意の処理手順は透明で、
電子マネー移転のための確認及びキー合意の処理手順と
は異なるレベルにある。
意の方法を利用して電子マネーの安全な流れを提供する
ことができる。ここで図３を参照すると、電子マネーを
移転するための通信システムが図示されている。システ
ム３００は、図１のシステム１００と、銀行１及び銀行
２から成る。銀行１及び銀行２は、それぞれ普通の電話
回線３０２及び３０４を通して陸線通信網１４２に接続
されている。システム１００は、図１について解説した
とおりのものである。銀行１及び銀行２は、各々、移動
局Ｍ１の制御ユニット１０６及び論理ユニット１１２と
類似する、電話回線３０２及び３０４を介して受け取っ
たメッセージを暗号化したり解読したりすることのでき
る通信装置を包含している。電子マネーの移転は、移動
局Ｍ１及びＭ２と、電子マネーの流れの終点としての銀
行１及び銀行２の間で行われる。確認及びキー合意の処
理手順が電子マネーの流れの終点同士の間で行われる。
移動局Ｍ１及びＭ２、及び銀行１及び銀行２のいずれか
の間の確認及びキー合意の処理手順は、図２のプロセス
におけるＭ１及びＢ１の代わりに、そのうちの２つが通
信の当事者となって、図２のプロセスによって行われる
ことができる。移動局Ｍ１及びＭ２と基地局Ｂ１及びＢ
２との間の通信は図２について説明したとおりに暗号化
され得るけれども、それは選択自由である。移動局と基
地局との間での確認及びキー合意の処理手順は透明で、
電子マネー移転のための確認及びキー合意の処理手順と
は異なるレベルにある。
【００３７】本発明のこの実施例では、Ｍ１のユーザー
は、例えば、お金をＭ２のユーザーに電子的に移転する
ことができる。図１の実施例の場合に行われるように、
公開キーＥ０及び秘密キーＤ０を有する公開キー・アル
ゴリズムＡ０がシステム３００に割り当てられる。当該
関数ｆ（ｔ，ｐ）について同じ結果を与えるような、変
数ｔ及びｐの値の２つの異なる対を計算で発見すること
が不可能であるように、即ち、ｔ及びｐの値の異なる対
をランダムに選べばｆ（ｔ，ｐ）が同じ結果を与える可
能性がゼロに近くなるように、関数ｆ（ｔ，ｐ）が定義
される。Ｅ０及びＡ０は、本発明に従って動作するシス
テム３００の全ての移動局及び銀行に知らされる。シス
テム３００の本発明に従って動作する移動局Ｍｘのサー
ビスの開始時に、キーＥｍｘ及びＤｍｘを有する公開キ
ー・アルゴリズムＡｍｘが移動局Ｍｘに割り当てられ
る。Ｍｘには識別子ｍｘも割り当てられる。識別子ｍｘ
はＭｘについての証明子Ｃｍｘを計算するために使わ
れ、ここでＣｍｘ＝Ｄ０（ｆ（ｍｘ、Ｅｍｘ））であ
る。同様に、本発明に従って動作する各銀行Ｂａｎｋｘ
には、キーＥｂａｘ及びＤｂａｘを有する公開キー・ア
ルゴリズムＡｂａｘが割り当てられるとともに、Ｂａｎ
ｋｘについての証明子Ｃｂａｘを計算するために使われ
る識別子ｂａｘも割り当てられ、ここでＣｂａｘ＝Ｄ０
（ｆ（ｂａｘ、Ｅｂａｘ））である。Ｍｘについての確
認トリプレットは（ｍｘ、Ｅｍｘ、Ｃｍｘ）であり、Ｂ
ａｎｋｘについての確認トリプレットは（ｂａｘ、Ｅｂ
ａｘ、Ｃｂａｘ）である。図３の実施例のキー関数は、
図２の実施例について説明したのと同様であってよい。
例えば、ＲＳＡ又はラビンのアルゴリズムを使用するこ
とができる。移動局のユーザーの識別子を使って銀行を
装うことを阻止するために、識別子ｍｘ及びｂａｘをそ
れぞれ移動局及び銀行の識別子であると識別することが
できる。
は、例えば、お金をＭ２のユーザーに電子的に移転する
ことができる。図１の実施例の場合に行われるように、
公開キーＥ０及び秘密キーＤ０を有する公開キー・アル
ゴリズムＡ０がシステム３００に割り当てられる。当該
関数ｆ（ｔ，ｐ）について同じ結果を与えるような、変
数ｔ及びｐの値の２つの異なる対を計算で発見すること
が不可能であるように、即ち、ｔ及びｐの値の異なる対
をランダムに選べばｆ（ｔ，ｐ）が同じ結果を与える可
能性がゼロに近くなるように、関数ｆ（ｔ，ｐ）が定義
される。Ｅ０及びＡ０は、本発明に従って動作するシス
テム３００の全ての移動局及び銀行に知らされる。シス
テム３００の本発明に従って動作する移動局Ｍｘのサー
ビスの開始時に、キーＥｍｘ及びＤｍｘを有する公開キ
ー・アルゴリズムＡｍｘが移動局Ｍｘに割り当てられ
る。Ｍｘには識別子ｍｘも割り当てられる。識別子ｍｘ
はＭｘについての証明子Ｃｍｘを計算するために使わ
れ、ここでＣｍｘ＝Ｄ０（ｆ（ｍｘ、Ｅｍｘ））であ
る。同様に、本発明に従って動作する各銀行Ｂａｎｋｘ
には、キーＥｂａｘ及びＤｂａｘを有する公開キー・ア
ルゴリズムＡｂａｘが割り当てられるとともに、Ｂａｎ
ｋｘについての証明子Ｃｂａｘを計算するために使われ
る識別子ｂａｘも割り当てられ、ここでＣｂａｘ＝Ｄ０
（ｆ（ｂａｘ、Ｅｂａｘ））である。Ｍｘについての確
認トリプレットは（ｍｘ、Ｅｍｘ、Ｃｍｘ）であり、Ｂ
ａｎｋｘについての確認トリプレットは（ｂａｘ、Ｅｂ
ａｘ、Ｃｂａｘ）である。図３の実施例のキー関数は、
図２の実施例について説明したのと同様であってよい。
例えば、ＲＳＡ又はラビンのアルゴリズムを使用するこ
とができる。移動局のユーザーの識別子を使って銀行を
装うことを阻止するために、識別子ｍｘ及びｂａｘをそ
れぞれ移動局及び銀行の識別子であると識別することが
できる。
【００３８】次に図４及び図５を参照すると、本発明の
実施例に従って行われる電子マネーの移転時に実行され
るプロセスのステップを示す流れ図が示されている。図
４及び図５は移動局Ｍ１のユーザーがＭ２のユーザーに
電子マネーを移転したいと希望している実例を示してい
る。プロセスはステップ４００から始まり、Ｍ１は銀行
１に電話をかける。次に、ステップ４０２で、Ｍ１及び
銀行１は互いを確認し合い、キーｋ１について合意す
る。ステップ４０２の確認及びキー合意の処理手順は、
図１で解説したプロセスを用いて実行されることがで
き、この場合銀行１は基地局Ｂ１の代わりとなる。次
に、ステップ４０４で、Ｍ１で乱数Ｎが選択され、Ｍ１
のユーザーがＭ２に移転したいと望んでいる額がＭ１に
呈示される。ステップ４０６で、Ｍ１は、ｆ（Ｎ、Ａ
Ｍ）を計算し（このＡＭは移転されるべき額である）、
Ｍ１によりサインされたｆ（Ｎ、ＡＭ）即ちＤｍ１（ｆ
（Ｎ、ＡＭ））を作成するためにＤｍ１をｆ（Ｎ、Ａ
Ｍ）に適用する。次に、ステップ４０８で、Ｍ１はｋ１
を使って−Ｎ、ＡＭ及びＤｍ１（ｆ（Ｎ、ＡＭ））を暗
号化し、ステップ４１０で、−Ｎ、ＡＭ及びＤｍ１（ｆ
（Ｎ、ＡＭ））を含む暗号化されているステートメント
がＭ１から銀行１に送られる。Ｍ１がＭ１のユーザーに
属する口座の借り方に額ＡＭを記入しようとしているこ
とを示すためにＮの符号を負に設定することができる。
符号は借り方への記入が行われることを示すためにだけ
設定され、Ｎが正であることを前提として全ての計算が
行われる。暗号化されている−Ｎ、ＡＭ及びＤｍ１（ｆ
（Ｎ、ＡＭ））を受け取ると、銀行１はステップ４１２
でｋ１を使ってそのステートメントを解読して−Ｎ、Ａ
Ｍ及びＤｍ１（ｆ（Ｎ、ＡＭ））を作る。次に、ステッ
プ４１４、４１６及び４１８で、銀行１は、そのステー
トメントがＭ１から送られてきたことを確かめるために
該ステートメントの保全性をチェックする。このチェッ
クは、プロセスの安全性についての二重チェックとして
役立つ。ステップ４１４で、銀行１はＥｍ１をＤｍ１
（ｆ（Ｎ、ＡＭ））に適用してＥｍ１（Ｄｍ１（ｆ
（Ｎ、ＡＭ）））＝ｆ（Ｎ、ＡＭ）を作る。ステップ４
１６で、銀行１は、暗号化されている−Ｎ、ＡＭからｆ
（Ｎ、ＡＭ）を計算する。ステップ４１６で計算された
ｆ（Ｎ、ＡＭ）が、Ｍ１から受け取られたｆ（Ｎ、Ａ
Ｍ）に等しいか否かがステップ４１８で判定される。そ
の２つのｆ（Ｎ、ＡＭ）の値が一致しなければ、そのス
テートメントの保全性は傷ついており、プロセスはステ
ップ４２０に移行して終了する。しかし、その２つのｆ
（Ｎ、ＡＭ）の値が一致すれば、そのステートメントの
正当性が確認され、プロセスはステップ４２２に移行す
る。
実施例に従って行われる電子マネーの移転時に実行され
るプロセスのステップを示す流れ図が示されている。図
４及び図５は移動局Ｍ１のユーザーがＭ２のユーザーに
電子マネーを移転したいと希望している実例を示してい
る。プロセスはステップ４００から始まり、Ｍ１は銀行
１に電話をかける。次に、ステップ４０２で、Ｍ１及び
銀行１は互いを確認し合い、キーｋ１について合意す
る。ステップ４０２の確認及びキー合意の処理手順は、
図１で解説したプロセスを用いて実行されることがで
き、この場合銀行１は基地局Ｂ１の代わりとなる。次
に、ステップ４０４で、Ｍ１で乱数Ｎが選択され、Ｍ１
のユーザーがＭ２に移転したいと望んでいる額がＭ１に
呈示される。ステップ４０６で、Ｍ１は、ｆ（Ｎ、Ａ
Ｍ）を計算し（このＡＭは移転されるべき額である）、
Ｍ１によりサインされたｆ（Ｎ、ＡＭ）即ちＤｍ１（ｆ
（Ｎ、ＡＭ））を作成するためにＤｍ１をｆ（Ｎ、Ａ
Ｍ）に適用する。次に、ステップ４０８で、Ｍ１はｋ１
を使って−Ｎ、ＡＭ及びＤｍ１（ｆ（Ｎ、ＡＭ））を暗
号化し、ステップ４１０で、−Ｎ、ＡＭ及びＤｍ１（ｆ
（Ｎ、ＡＭ））を含む暗号化されているステートメント
がＭ１から銀行１に送られる。Ｍ１がＭ１のユーザーに
属する口座の借り方に額ＡＭを記入しようとしているこ
とを示すためにＮの符号を負に設定することができる。
符号は借り方への記入が行われることを示すためにだけ
設定され、Ｎが正であることを前提として全ての計算が
行われる。暗号化されている−Ｎ、ＡＭ及びＤｍ１（ｆ
（Ｎ、ＡＭ））を受け取ると、銀行１はステップ４１２
でｋ１を使ってそのステートメントを解読して−Ｎ、Ａ
Ｍ及びＤｍ１（ｆ（Ｎ、ＡＭ））を作る。次に、ステッ
プ４１４、４１６及び４１８で、銀行１は、そのステー
トメントがＭ１から送られてきたことを確かめるために
該ステートメントの保全性をチェックする。このチェッ
クは、プロセスの安全性についての二重チェックとして
役立つ。ステップ４１４で、銀行１はＥｍ１をＤｍ１
（ｆ（Ｎ、ＡＭ））に適用してＥｍ１（Ｄｍ１（ｆ
（Ｎ、ＡＭ）））＝ｆ（Ｎ、ＡＭ）を作る。ステップ４
１６で、銀行１は、暗号化されている−Ｎ、ＡＭからｆ
（Ｎ、ＡＭ）を計算する。ステップ４１６で計算された
ｆ（Ｎ、ＡＭ）が、Ｍ１から受け取られたｆ（Ｎ、Ａ
Ｍ）に等しいか否かがステップ４１８で判定される。そ
の２つのｆ（Ｎ、ＡＭ）の値が一致しなければ、そのス
テートメントの保全性は傷ついており、プロセスはステ
ップ４２０に移行して終了する。しかし、その２つのｆ
（Ｎ、ＡＭ）の値が一致すれば、そのステートメントの
正当性が確認され、プロセスはステップ４２２に移行す
る。
【００３９】ステップ４２２で、銀行１は額ＡＭをＭ１
のユーザーの口座から控除する。次に、ステップ４２４
で、銀行１はＤｂａ１をｆ（Ｎ、ＡＭ）に適用してＤｂ
ａ１（ｆ（Ｎ、ＡＭ））を作る。ステップ４２６で銀行
１はｋ１を使ってＮ、ＡＭ及びＤｂａ１（ｆ（Ｎ、Ａ
Ｍ））を暗号化する。銀行１は、次にステップ４２７
で、暗号化したＮ、ＡＭ及びＤｂａ１（ｆ（Ｎ、Ａ
Ｍ））を含むステートメントをＭ１に送る。銀行１が貸
し方ステートメントを、即ち受け取り側の貸し方に記入
する趣旨のステートメントを送ろうとしていることを示
すために、そのステートメントの中のＮの符号を正に設
定することができる。ステップ４２８で、Ｍ１は、銀行
１から受け取った暗号化されているＮ、ＡＭ及びＤｂａ
１（ｆ（Ｎ、ＡＭ））を解読する。次に、ステップ４３
０、４３２及び４３４で、Ｍ１は、そのステートメント
が銀行１から送られてきたものであることを確かめるた
めにそのステートメントの保全性をチェックする。ステ
ップ４３０でＭ１はＥｂ１をＤｂａ１（ｆ（Ｎ、Ａ
Ｍ））に適用してｆ（Ｎ、ＡＭ）を作る。ステップ４３
２でＭ１は、解読したＮ、ＡＭからｆ（Ｎ、ＡＭ）を計
算する。次にステップ４３４で、ステップ４３２で計算
されたｆ（Ｎ、ＡＭ）が銀行１から受け取ったｆ（Ｎ、
ＡＭ）に等しいか否かが判定される。もしその２つのｆ
（Ｎ、ＡＭ）の値が一致しなければ、そのステートメン
トの保全性は傷ついており、プロセスはステップ４３６
に移行して終了する。しかし、２つのｆ（Ｎ、ＡＭ）の
値が一致するならば、そのステートメントは正当なもの
であると確認され、プロセスはステップ４３８に移行す
る。
のユーザーの口座から控除する。次に、ステップ４２４
で、銀行１はＤｂａ１をｆ（Ｎ、ＡＭ）に適用してＤｂ
ａ１（ｆ（Ｎ、ＡＭ））を作る。ステップ４２６で銀行
１はｋ１を使ってＮ、ＡＭ及びＤｂａ１（ｆ（Ｎ、Ａ
Ｍ））を暗号化する。銀行１は、次にステップ４２７
で、暗号化したＮ、ＡＭ及びＤｂａ１（ｆ（Ｎ、Ａ
Ｍ））を含むステートメントをＭ１に送る。銀行１が貸
し方ステートメントを、即ち受け取り側の貸し方に記入
する趣旨のステートメントを送ろうとしていることを示
すために、そのステートメントの中のＮの符号を正に設
定することができる。ステップ４２８で、Ｍ１は、銀行
１から受け取った暗号化されているＮ、ＡＭ及びＤｂａ
１（ｆ（Ｎ、ＡＭ））を解読する。次に、ステップ４３
０、４３２及び４３４で、Ｍ１は、そのステートメント
が銀行１から送られてきたものであることを確かめるた
めにそのステートメントの保全性をチェックする。ステ
ップ４３０でＭ１はＥｂ１をＤｂａ１（ｆ（Ｎ、Ａ
Ｍ））に適用してｆ（Ｎ、ＡＭ）を作る。ステップ４３
２でＭ１は、解読したＮ、ＡＭからｆ（Ｎ、ＡＭ）を計
算する。次にステップ４３４で、ステップ４３２で計算
されたｆ（Ｎ、ＡＭ）が銀行１から受け取ったｆ（Ｎ、
ＡＭ）に等しいか否かが判定される。もしその２つのｆ
（Ｎ、ＡＭ）の値が一致しなければ、そのステートメン
トの保全性は傷ついており、プロセスはステップ４３６
に移行して終了する。しかし、２つのｆ（Ｎ、ＡＭ）の
値が一致するならば、そのステートメントは正当なもの
であると確認され、プロセスはステップ４３８に移行す
る。
【００４０】ステップ４３８でＭ１はＭ２に電話をかけ
る。次に、ステップ４４０で、Ｍ１及びＭ２は互いを確
認し合い、セッション・キーｋ２について合意する。ス
テップ４４０の確認及びキー合意の処理手順は、基地局
Ｂ１をＭ１と置き換えて図２で解説されたプロセスを用
いて実行されることができる。次に、ステップ４４２
で、Ｍ１は、ｋ２を使って＋Ｎ、ＡＭ、Ｄｂａ１（ｆ
（Ｎ、ＡＭ））及びトリプレット（ｂａ１、Ｅｂａ１、
Ｃｂａ１）を暗号化し、次にステップ４４４でその暗号
化したステートメント＋Ｎ、ＡＭ及びＤｂａ１（ｆ
（Ｎ、ＡＭ））及びトリプレット（ｂａ１、Ｅｂａ１、
Ｃｂａ１）をＭ２に送る。ここでは、Ｍ１が他人の口座
の貸し方に記入される電子マネーを送ろうとしているこ
とを示すために値Ｎに正の符号が与えられる。ステップ
４４６でＭ２はＭ１から受け取ったメッセージをｋ２を
使って解読する。次にステップ４４８で、Ｍ１から受信
された証明子Ｃｂａ１が本物か否かが判定される。ステ
ップ４４８で、Ｍ２は、Ｍ１から受け取ったｂａ１及び
Ｅｂａ１からｆ（ｂａ１、Ｅｂａ１）を計算し、計算し
たｆ（ｂａ１、Ｅｂａ１）をＥ０（Ｃｂａ１）＝Ｅ０
（Ｄｂａ１（ｆ（ｂａ１、Ｅｂａ１）））と比較する。
もしその２つのｆ（ｂａ１、Ｅｂａ１）の値が一致しな
ければ、証明子Ｃｂａ１は正当なものではなく、プロセ
スはステップ４５０に移行して終了する。しかし、もし
その２つのｆ（ｂａ１、Ｅｂａ１）の値が一致するなら
ば、証明子Ｃｂａ１は正当なものであると確認され、プ
ロセスはステップ４５２に移行する。
る。次に、ステップ４４０で、Ｍ１及びＭ２は互いを確
認し合い、セッション・キーｋ２について合意する。ス
テップ４４０の確認及びキー合意の処理手順は、基地局
Ｂ１をＭ１と置き換えて図２で解説されたプロセスを用
いて実行されることができる。次に、ステップ４４２
で、Ｍ１は、ｋ２を使って＋Ｎ、ＡＭ、Ｄｂａ１（ｆ
（Ｎ、ＡＭ））及びトリプレット（ｂａ１、Ｅｂａ１、
Ｃｂａ１）を暗号化し、次にステップ４４４でその暗号
化したステートメント＋Ｎ、ＡＭ及びＤｂａ１（ｆ
（Ｎ、ＡＭ））及びトリプレット（ｂａ１、Ｅｂａ１、
Ｃｂａ１）をＭ２に送る。ここでは、Ｍ１が他人の口座
の貸し方に記入される電子マネーを送ろうとしているこ
とを示すために値Ｎに正の符号が与えられる。ステップ
４４６でＭ２はＭ１から受け取ったメッセージをｋ２を
使って解読する。次にステップ４４８で、Ｍ１から受信
された証明子Ｃｂａ１が本物か否かが判定される。ステ
ップ４４８で、Ｍ２は、Ｍ１から受け取ったｂａ１及び
Ｅｂａ１からｆ（ｂａ１、Ｅｂａ１）を計算し、計算し
たｆ（ｂａ１、Ｅｂａ１）をＥ０（Ｃｂａ１）＝Ｅ０
（Ｄｂａ１（ｆ（ｂａ１、Ｅｂａ１）））と比較する。
もしその２つのｆ（ｂａ１、Ｅｂａ１）の値が一致しな
ければ、証明子Ｃｂａ１は正当なものではなく、プロセ
スはステップ４５０に移行して終了する。しかし、もし
その２つのｆ（ｂａ１、Ｅｂａ１）の値が一致するなら
ば、証明子Ｃｂａ１は正当なものであると確認され、プ
ロセスはステップ４５２に移行する。
【００４１】次にＭ２は、そのステートメントが元は銀
行１から送られてきたものであることを確かめるため
に、そのステートメントの保全性をチェックする。ステ
ップ４５２で、Ｍ２はＥｂａ１をＤｂａ１（ｆ（Ｎ、Ａ
Ｍ））に適用してｆ（Ｎ、ＡＭ）を作る。ステップ４５
４で、Ｍ２は、解読したＮ、ＡＭからｆ（Ｎ、ＡＭ）を
計算する。次にステップ４５６で、ステップ４５２で計
算されたｆ（Ｎ、ＡＭ）がＭ１から受信されたｆ（Ｎ、
ＡＭ）に等しいか否かが判定される。もしその２つのｆ
（Ｎ、ＡＭ）の値が一致しなければ、そのステートメン
トの保全性は傷ついており、プロセスはステップ４５８
に移行して終了する。しかし、その２つのｆ（Ｎ、Ａ
Ｍ）の値が等しければ、それはそのステートメントが元
は銀行１によりサインされた正当なものであることを証
明するものであり、プロセスはステップ４６０に移行す
る。
行１から送られてきたものであることを確かめるため
に、そのステートメントの保全性をチェックする。ステ
ップ４５２で、Ｍ２はＥｂａ１をＤｂａ１（ｆ（Ｎ、Ａ
Ｍ））に適用してｆ（Ｎ、ＡＭ）を作る。ステップ４５
４で、Ｍ２は、解読したＮ、ＡＭからｆ（Ｎ、ＡＭ）を
計算する。次にステップ４５６で、ステップ４５２で計
算されたｆ（Ｎ、ＡＭ）がＭ１から受信されたｆ（Ｎ、
ＡＭ）に等しいか否かが判定される。もしその２つのｆ
（Ｎ、ＡＭ）の値が一致しなければ、そのステートメン
トの保全性は傷ついており、プロセスはステップ４５８
に移行して終了する。しかし、その２つのｆ（Ｎ、Ａ
Ｍ）の値が等しければ、それはそのステートメントが元
は銀行１によりサインされた正当なものであることを証
明するものであり、プロセスはステップ４６０に移行す
る。
【００４２】ステップ４６０でＭ２は銀行２に電話をか
ける。次に、ステップ４６２で、Ｍ２及び銀行２は互い
を確認し合ってセッション・キーｋ３について合意す
る。ステップ４４０の確認及びキー合意の処理手順は、
例えばＭ１をＭ２と置き換えるとともに基地局Ｂ１を銀
行２と置き換えて図２で解説されたプロセスを用いて実
行されることができる。次に、ステップ４６４で、Ｍ２
は、ｋ３を使って＋Ｎ、ＡＭ、Ｄｂａ１（ｆ（Ｎ、Ａ
Ｍ））及びトリプレット（ｂａ１、Ｅｂａ１、Ｃｂａ
１）を暗号化する。ステップ４６６で、Ｍ２は、暗号化
した＋Ｎ、ＡＭ、Ｄｂａ１（ｆ（Ｎ、ＡＭ））及びトリ
プレット（ｂａ１、Ｅｂａ１、Ｃｂａ１）を銀行２に送
る。Ｍ２からそのメッセージを受け取ると、銀行２は、
ステップ４６８で、その暗号化されている＋Ｎ、ＡＭ、
Ｄｂａ１（ｆ（Ｎ、ＡＭ））及びトリプレット（ｂａ
１、Ｅｂａ１、Ｃｂａ１）を解読する。次にステップ４
７０で、Ｍ２から受信された証明子Ｃｂａ１が本物かど
うかが判定される。ステップ４７０で、銀行２は、Ｍ２
から受け取ったｂａ１及びＥｂａ１からｆ（ｂａ１、Ｅ
ｂａ１）を計算し、その計算したｆ（ｂａ１、Ｅｂａ
１）をＥ０（Ｃｂａ１）＝Ｅ０（Ｄｂａ１（ｆ（ｂａ
１、Ｅｂａ１）））と比較する。もしその２つのｆ（ｂ
ａ１、Ｅｂａ１）の値が一致しなければ、証明子Ｃｂａ
１は正当なものではなく、プロセスはステップ４７２に
移行して終了する。しかし、もしその２つのｆ（ｂａ
１、Ｅｂａ１）の値が一致するならば、証明子Ｃｂａ１
は正当なものであると確認され、プロセスはステップ４
７４に移行する。
ける。次に、ステップ４６２で、Ｍ２及び銀行２は互い
を確認し合ってセッション・キーｋ３について合意す
る。ステップ４４０の確認及びキー合意の処理手順は、
例えばＭ１をＭ２と置き換えるとともに基地局Ｂ１を銀
行２と置き換えて図２で解説されたプロセスを用いて実
行されることができる。次に、ステップ４６４で、Ｍ２
は、ｋ３を使って＋Ｎ、ＡＭ、Ｄｂａ１（ｆ（Ｎ、Ａ
Ｍ））及びトリプレット（ｂａ１、Ｅｂａ１、Ｃｂａ
１）を暗号化する。ステップ４６６で、Ｍ２は、暗号化
した＋Ｎ、ＡＭ、Ｄｂａ１（ｆ（Ｎ、ＡＭ））及びトリ
プレット（ｂａ１、Ｅｂａ１、Ｃｂａ１）を銀行２に送
る。Ｍ２からそのメッセージを受け取ると、銀行２は、
ステップ４６８で、その暗号化されている＋Ｎ、ＡＭ、
Ｄｂａ１（ｆ（Ｎ、ＡＭ））及びトリプレット（ｂａ
１、Ｅｂａ１、Ｃｂａ１）を解読する。次にステップ４
７０で、Ｍ２から受信された証明子Ｃｂａ１が本物かど
うかが判定される。ステップ４７０で、銀行２は、Ｍ２
から受け取ったｂａ１及びＥｂａ１からｆ（ｂａ１、Ｅ
ｂａ１）を計算し、その計算したｆ（ｂａ１、Ｅｂａ
１）をＥ０（Ｃｂａ１）＝Ｅ０（Ｄｂａ１（ｆ（ｂａ
１、Ｅｂａ１）））と比較する。もしその２つのｆ（ｂ
ａ１、Ｅｂａ１）の値が一致しなければ、証明子Ｃｂａ
１は正当なものではなく、プロセスはステップ４７２に
移行して終了する。しかし、もしその２つのｆ（ｂａ
１、Ｅｂａ１）の値が一致するならば、証明子Ｃｂａ１
は正当なものであると確認され、プロセスはステップ４
７４に移行する。
【００４３】次に銀行２は、そのステートメントが元は
銀行１から送られたものであることを確かめるためにそ
のステートメントの保全性をチェックする。ステップ４
７４で、銀行２はＥｂａ１をＤｂａ１（ｆ（Ｎ、Ａ
Ｍ））に適用してｆ（Ｎ、ＡＭ）を作る。ステップ４７
６で、銀行２は解読したＮ、ＡＭからｆ（Ｎ、ＡＭ）を
計算する。次にステップ４７８で、ステップ４７６で計
算されたｆ（Ｎ、ＡＭ）がＭ２から受信されたｆ（Ｎ、
ＡＭ）に等しいか否かが判定される。もしその２つのｆ
（Ｎ、ＡＭ）の値が一致しなければ、そのステートメン
トの保全性は傷ついており、プロセスはステップ４８０
に移行して終了する。しかし、もしその２つのｆ（Ｎ、
ＡＭ）の値が等しければ、それはそのステートメントが
元は銀行１によりサインされた正当なものであることを
証明しており、プロセスはステップ４８２に移行する。
ステップ４８２で、銀行２はＭ２のユーザーの口座の貸
し方に額ＡＭを記入する。
銀行１から送られたものであることを確かめるためにそ
のステートメントの保全性をチェックする。ステップ４
７４で、銀行２はＥｂａ１をＤｂａ１（ｆ（Ｎ、Ａ
Ｍ））に適用してｆ（Ｎ、ＡＭ）を作る。ステップ４７
６で、銀行２は解読したＮ、ＡＭからｆ（Ｎ、ＡＭ）を
計算する。次にステップ４７８で、ステップ４７６で計
算されたｆ（Ｎ、ＡＭ）がＭ２から受信されたｆ（Ｎ、
ＡＭ）に等しいか否かが判定される。もしその２つのｆ
（Ｎ、ＡＭ）の値が一致しなければ、そのステートメン
トの保全性は傷ついており、プロセスはステップ４８０
に移行して終了する。しかし、もしその２つのｆ（Ｎ、
ＡＭ）の値が等しければ、それはそのステートメントが
元は銀行１によりサインされた正当なものであることを
証明しており、プロセスはステップ４８２に移行する。
ステップ４８２で、銀行２はＭ２のユーザーの口座の貸
し方に額ＡＭを記入する。
【００４４】本発明の教示内容は、記述した通信規格で
の使用のみに限定されると解されるべきではなく、類似
する如何なるシステムをも包含すると解されるべきであ
る。更に、上で明示的に開示した暗号化アルゴリズム以
外の暗号化アルゴリズムを使用して本発明を実施するこ
とができる。
の使用のみに限定されると解されるべきではなく、類似
する如何なるシステムをも包含すると解されるべきであ
る。更に、上で明示的に開示した暗号化アルゴリズム以
外の暗号化アルゴリズムを使用して本発明を実施するこ
とができる。
【００４５】本発明をその好ましい実施例に関して具体
的に図示し解説をしたけれども、本発明の範囲から逸脱
せずに形式や細部に変更を加え得ることを当業者は理解
するであろう。
的に図示し解説をしたけれども、本発明の範囲から逸脱
せずに形式や細部に変更を加え得ることを当業者は理解
するであろう。
【図１】本発明の実施例の確認及びキー合意機能を提供
する通信システムのブロック図である。
する通信システムのブロック図である。
【図２】図１の通信システムで動作している移動局と基
地局との間で確認及びキー合意を行うプロセスを示す流
れ図である。
地局との間で確認及びキー合意を行うプロセスを示す流
れ図である。
【図３】本発明の実施例に従って安全に電子マネーを移
転する通信システムのブロック図を示す。
転する通信システムのブロック図を示す。
【図４】図３の通信システムで安全に電子マネーを移転
するために行われるプロセスのステップを示す流れ図で
ある。（その１）
するために行われるプロセスのステップを示す流れ図で
ある。（その１）
【図５】図３の通信システムで安全に電子マネーを移転
するために行われるプロセスのステップを示す流れ図で
ある。（その２）
するために行われるプロセスのステップを示す流れ図で
ある。（その２）
１００：通信システム １４２：陸線通信網 Ｂ１，Ｂ２：基地局 Ｍ１，Ｍ２：移動局
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 チー ルオ アメリカ合衆国 テキサス州 76006 ア ーリントン サンライトドライブ 2606
Claims (16)
- 【請求項１】 複数の送受信装置を有する通信システム
において機密保護通信を行う方法において：各送受信装
置に解読キー、公開暗号化キー、及び識別情報を割り当
て；第１送受信装置に割り当てられた第１識別情報を含
む第１メッセージを前記第１送受信装置から第２送受信
装置に送り；前記第２送受信装置において、前記第１識
別情報が有効であるか否かを判定し；前記判定ステップ
で肯定の判定が行われたならば：前記第２送受信装置に
おいて第１秘密暗号化キーを選択し；前記第２送受信装
置において前記第１送受信装置の公開暗号化キーを使っ
て該第１秘密暗号化キーを暗号化して第２メッセージを
作り；該第２メッセージを該第１送受信装置に送り；該
第１送受信装置において該第１送受信装置の解読キーを
使って該第２メッセージを解読して前記第１秘密暗号化
キーを作り；前記第２送受信装置において前記第１秘密
暗号化キーを使って第２識別情報を暗号化して第３メッ
セージを作り；前記第３メッセージを前記第２送受信装
置から前記第１送受信装置に送り；前記第１送受信装置
において前記第１秘密暗号化キーを使って該第３メッセ
ージを解読して前記第２識別情報を作り；前記第１送受
信装置において、前記第２識別情報が有効か否か判定
し；前記第２識別情報が有効であるか否かを判定する前
記判定ステップで肯定の判定がなされたならば：前記第
１送受信装置において第２秘密暗号化キーを選択し；該
第１送受信装置において前記第２送受信装置の該公開暗
号化キーを使って該第２秘密暗号化キーを暗号化して第
４メッセージを作り；該第４メッセージを該第２送受信
装置に送り；該第２送受信装置において該第２送受信装
置の該解読キーを使って該第４メッセージを解読して前
記第２秘密暗号化キーを作り；前記第２秘密暗号化キー
を使って、前記の第１及び第２の送受信装置の間でのそ
の後の通信メッセージを暗号化するステップを有するこ
とを特徴とする方法。 - 【請求項２】 該システムに解読キー及び公開暗号化キ
ーを割り当て；該システムの前記解読キーを、選択され
た関数の結果としての値に適用することによって各送受
信装置のために証明子を計算して割り当てるステップを
更に有し、その選択された関数は、入力として、その証
明子が計算される送受信装置の公開暗号化キーと識別情
報とを有し；第１メッセージを送る前記ステップは：第
１メッセージを第１送受信装置から第２送受信装置に送
るステップから成り、前記第１メッセージは第１識別子
フィールドと、第１公開暗号化キーと、前記の第１送受
信装置に割り当てられた第１証明子とを含むことを特徴
とする請求項１に記載の方法。 - 【請求項３】 前記第１識別情報が有効であるか否か判
定する前記ステップは：該第１メッセージで受信された
該第１識別子フィールドと第１公開暗号化キーとを前記
の選択された関数への入力として使って第１の結果を作
り；該システムに割り当てられた前記公開暗号化キーを
前記第１証明子に適用して第２の結果を作り；前記の第
１及び第２の結果が等しいか否か判定することから成る
ことを特徴とする請求項２に記載の方法。 - 【請求項４】 第２識別情報を暗号化する前記ステップ
は、第２識別子フィールドと、第２公開暗号化キーと、
前記第２送受信装置に割り当てられた第２証明子とを前
記第１秘密暗号化キーを使って暗号化して第３メッセー
ジを作ることから成ることを特徴とする請求項３に記載
の方法。 - 【請求項５】 前記第２識別情報が有効であるか否か判
定する前記ステップは：該第２メッセージで受信された
該第２識別子フィールドと第２公開暗号化キーとを前記
の選択された関数への入力として使って第３の結果を作
り；該システムに割り当てられた前記公開暗号化キーを
前記第２証明子に適用して第４の結果を作り；前記の第
３及び第４の結果が等しいか否か判定することから成る
ことを特徴とする請求項４に記載の方法。 - 【請求項６】 前記第１送受信装置の前記公開暗号化キ
ーを使って暗号化する前記ステップと、前記第１送受信
装置の前記解読キーを使って解読する前記ステップと
は、ＲＳＡ型のアルゴリズムに従って実行されることを
特徴とする請求項１に記載の方法。 - 【請求項７】 前記第１送受信装置の前記公開暗号化キ
ーを使って暗号化する前記ステップと、前記第１送受信
装置の前記解読キーを使って解読する前記ステップと
は、ラビン型のアルゴリズムに従って実行されることを
特徴とする請求項１に記載の方法。 - 【請求項８】 複数の送受信装置を有し、そのうちの少
なくとも１の送受信装置に銀行口座が付随している通信
システムにおいて電子マネーを移転する方法であって：
前記の複数の送受信装置の各々に解読キーと公開暗号化
キーとを割り当て；第１送受信装置において乱数と、移
転されるべき額とを選択し；前記第１送受信装置の前記
解読キーを第１の値に適用して第２の値を作り、前記の
第１の値は前記の乱数と前記の額とが入力された選択さ
れた関数の結果であり；前記乱数、前記額及び前記の第
２の値を含む第１メッセージを前記第１送受信装置から
前記第２送受信装置に送り；前記第２送受信装置におい
て、前記第１メッセージで受信された前記の第２の値に
前記第１送受信装置の前記暗号化キーを適用して第３の
値を作り；前記第２送受信装置において、前記第１送受
信装置から送られた前記乱数及び前記額が入力された前
記の選択された関数の結果である第４の値を計算し；前
記第２送受信装置において、前記の第３及び第４の値が
等しいか否か判定し；前記の第３及び第４の値が等しい
か否か判定する前記ステップにおいて肯定の判定がなさ
れたならば：前記第２送受信装置において前記の第１の
口座の借り方に記入する処理を実行し；前記第２送受信
装置において前記第２送受信装置の前記解読キーを前記
の第４の値に適用して第５の値を作り；前記乱数、前記
額及び前記の第５の値を含む第２メッセージを前記第２
送受信装置から前記第１送受信装置に送り；前記第１送
受信装置において、前記第２メッセージで受信された前
記の第５の値に前記第２送受信装置の前記暗号化キーを
適用して第６の値を作り；前記第１送受信装置におい
て、前記第２送受信装置から送られた前記乱数及び前記
額が入力された前記の選択された関数の結果である第７
の値を計算し；前記第１送受信装置において前記の第６
及び第７の値が等しいか否か判定し；前記の第６及び第
７の値が等しいか否か判定する前記ステップにおいて肯
定の判定がなされたならば：前記の額のクレジットを前
記第１送受信装置から第３送受信装置に移転するステッ
プを有することを特徴とする方法。 - 【請求項９】 第１メッセージを送る前記ステップの前
に、前記の第１及び第２の送受信装置同士を互いに確認
させ合わせてセッション・キーを作るステップを更に有
することを特徴とする請求項８に記載の方法。 - 【請求項１０】 前記の第１及び第２のメッセージは前
記の第１及び第２の送受信装置の間を送られている間、
前記のセッション・キーで暗号化されていることを特徴
とする請求項９に記載の方法。 - 【請求項１１】 前記の額のクレジットを第３送受信装
置に移転する前記ステップは：解読キー及び公開暗号化
キーを該システムに割り当てるとともに識別情報を前記
第２送受信装置に割り当て；該システムの前記解読キー
を、前記の選択された関数の結果としての値に適用する
ことによって前記第２送受信装置のために証明子を計算
して割り当て、その選択された関数は、入力として、該
第２送受信装置の公開暗号化キーと識別情報とを有し；
前記乱数、前記額、前記の第６の値、及び、前記前記識
別子フィールド、前記証明子及び第２送受信装置の前記
公開暗号化キーを含む第３メッセージを前記第１送受信
装置から前記第３送受信装置に送り；前記第３送受信装
置において、該第３メッセージで受信された前記第２送
受信装置の該第１識別子フィールドと前記公開暗号化キ
ーとを前記の選択された関数への入力として使って第８
の値を作り；前記第３送受信装置において、該システム
に割り当てられた前記公開暗号化キーを前記証明子に適
用して第９の値を作り；前記第３送受信装置において、
前記第２送受信装置の前記公開暗号化キーを前記の第６
の値に適用して第１０の値を作り；前記第３送受信装置
において、該第３メッセージで受信された前記乱数及び
前記額を前記の選択された関数への入力として使って第
１１の結果を作り；前記第３送受信装置において、前記
の第８及び第９の結果が等しいか否か判定するとともに
前記の第１０及び第１１の値が等しいか否か判定し；前
記の第８及び第９の結果が等しいか否か判定する前記ス
テップと前記の第１０及び第１１の値が等しいか否か判
定する前記ステップとの両方において肯定の判定がなさ
れたならば；前記の額の前記クレジットを前記第３送受
信装置から第４送受信装置に移転するステップから成る
ことを特徴とする請求項８に記載の方法。 - 【請求項１２】 前記の第１及び第２の送受信装置同士
を確認させ合わせる前記ステップで作られた前記セッシ
ョン・キーは第１セッション・キーから成り、前記方法
は、更に、第３メッセージを送る前記ステップの前に、
前記の第２及び第３の送受信装置同士を互いに確認させ
合わせて第２セッション・キーを作るステップを有する
ことを特徴とする請求項１１に記載の方法。 - 【請求項１３】 前記第３メッセージは、前記の第２及
び第３の送受信装置の間を送られている間、前記第２セ
ッション・キーで暗号化されていることを特徴とする請
求項１２に記載の方法。 - 【請求項１４】 前記額の前記クレジットを第４送受信
装置に移転するステップは：前記乱数、前記額、前記の
第６の値、及び、前記識別子フィールド、前記証明子及
び前記第２送受信装置の前記公開暗号化キーを含む第４
メッセージを前記第３送受信装置から前記第４送受信装
置に送り；前記第４送受信装置において、該第４メッセ
ージで受信された前記第２送受信装置の前記識別子フィ
ールドと前記公開暗号化キーとを前記の選択された関数
への入力として使って第１２の結果を作り；前記第４送
受信装置において、該システムに割り当てられた前記公
開暗号化キーを前記証明子に適用して第１３の結果を作
り；前記第４送受信装置において、前記第２送受信装置
の前記公開暗号化キーを前記の第６の値に適用して第１
４の結果を作り；前記第４送受信装置において、該第３
メッセージで受信された前記乱数及び前記額を前記の選
択された関数への入力として使って第１５の結果を作
り；前記第４送受信装置において、前記の第１２及び第
１３の結果が等しいか否か判定するとともに前記の第１
４及び第１５の値が等しいか否か判定し；前記の第１２
及び第１３の結果が等しいか否か判定する前記ステップ
と前記の第１４及び第１５の値が等しいか否か判定する
前記ステップとの両方において肯定の判定がなされたな
らば；前記額の前記クレジットを前記第４送受信装置に
付随する第２銀行口座に移転するステップから成ること
を特徴とする請求項１１に記載の方法。 - 【請求項１５】 前記方法は、第４メッセージを送る前
記ステップの前に、前記の第３及び第４の送受信装置同
士を確認させ合わせて第３セッション・キーを作るステ
ップを更に有することを特徴とする請求項１１に記載の
方法。 - 【請求項１６】 前記第４メッセージは、前記の第３及
び第４の送受信装置の間を送られている間、前記第３セ
ッション・キーで暗号化されていることを特徴とする請
求項１２に記載の方法。
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