DE19518545C1

DE19518545C1 - Verfahren zum rechnergestützten Austausch kryptographischer Schlüssel zwischen einer Benutzercomputereinheit und einer Netzcomputereinheit

Info

Publication number: DE19518545C1
Application number: DE1995118545
Authority: DE
Inventors: Guenther Dr Horn; Volker Dr Kessler; Klaus Mueller
Original assignee: Siemens AG
Current assignee: Siemens AG
Priority date: 1995-05-19
Filing date: 1995-05-19
Publication date: 1996-07-04
Anticipated expiration: 2015-05-20

Description

Informationstechnische Systeme unterliegen verschiedenen Be drohungen. So kann z. B. übertragene Information von einem unbefugten Dritten abgehört und verändert werden. Eine weite re Bedrohung bei der Kommunikation zweier Kommunikations partner liegt in der Vorspiegelung einer falschen Identität eines Kommunikationspartners.

Diesen und weiteren Bedrohungen wird durch verschiedene Si cherheitsmechanismen, die das informationstechnische System vor den Bedrohungen schützen sollen, begegnet. Ein zur Siche rung verwendet er Sicherheitsmechanismus ist die Verschlüsse lung der übertragenen Daten. Damit die Daten in einer Kommu nikationsbeziehung zwischen zwei Kommunikationspartnern ver schlüsselt werden können, müssen vor der Übertragung der ei gentlichen Daten erst Schritte durchgeführt werden, die die Verschlüsselung vorbereiten. Die Schritte können z. B. darin bestehen, daß sich die beiden Kommunikationspartner auf einen Verschlüsselungsalgorithmus einigen und daß ggf. die gemein samen geheimen Schlüssel vereinbart werden.

Besondere Bedeutung gewinnt der Sicherheitsmechanismus Ver schlüsselung bei Mobilfunksystemen, da die übertragenen Daten in diesen Systemen von jedem Dritten ohne besonderen zusätz lichen Aufwand abgehört werden können.

Dies führt zu der Anforderung, eine Auswahl bekannter Sicher heitsmechanismen so zu treffen und diese Sicherheitsmechanis men geeignet zu kombinieren, sowie Kommunikationsprotokolle zu spezifizieren, daß durch sie die Sicherheit von informa tionstechnischen Systemen gewährleistet wird.

Es sind verschiedene asymmetrische Verfahren zum rechnerge stützen Austausch kryptographischer Schlüssel bekannt. Asym metrische Verfahren, die geeignet sind für Mobilfunksystemen sind (A. Aziz, W. Diffie, "Privacy and Authentication for Wi reless Local Area Networks", IEEE Personal Communications, 1994, S. 25 bis 31) und (M. Beller, "Proposed Authentication and Key Agreement Protocol for PCS", Joint Experts Meeting on Privacy and Authentication for Personal Communications, P & A JEM 1993, 1993, S. 1 bis 11).

Das in (A. Aziz, W. Diffie, "Privacy and Authentication Wireless Local Area Networks", IEEE Personal Communications, 1994, S. 25 bis 31) beschriebene Verfahren bezieht sich aus drücklich auf lokale Netzwerke und stellt höhere Rechenlei stungsanforderungen an die Computereinheiten der Kommunika tionspartner während des Schlüsselaustauschs. Außerdem wird in dem Verfahren mehr Übertragungskapazität benötigt als in dem erfindungsgemäßen Verfahren, da die hänge der Nachrichten größer ist als bei dem erfindungsgemäßen Verfahren.

Das in (M. Beller, "Proposed Authentication and Key Agreement Protocol for PCS", Joint Experts Meeting on Privacy and Au thentication for Personal Communications, P & A JEM 1993, 1993, S. 1 bis 11) beschriebene Verfahren hat einige grundlegende Sicherheitsziele nicht realisiert. Die explizite Authentifi kation des Netzes durch den Benutzer wird nicht erreicht. Au ßerdem wird ein vom Benutzer an das Netz übertragener Schlüs sel vom Netz nicht an den Benutzer bestätigt. Auch eine Zusi cherung der Frische (Aktualität) des Schlüssels für das Netz ist nicht vorgesehen. Ein weiterer Nachteil dieses Verfahrens besteht in der Beschränkung auf das Rabin-Verfahren bei der impliziten Authentifizierung des Schlüssels durch den Benut zer. Dies schränkt das Verfahren in einer flexibleren Anwend barkeit ein. Außerdem ist kein Sicherheitsmechanismus vorge sehen, der die Nichtabstreitbarkeit von übertragenen Daten gewährleistet. Dies ist ein erheblicher Nachteil vor allem auch bei der Erstellung unanfechtbarer Gebührenabrechnungen für ein Mobilfunksystem. Auch die Beschränkung des Verfahrens auf den National Institute of Standards in Technology Signa ture Standard (NIST DSS) als verwendete Signaturfunktion schränkt das Verfahren in seiner allgemeinen Verwendbarkeit ein.

Es ist ein Verfahren zum sicheren Datenaustausch zwischen vielen Teilnehmern unter Mitwirkung einer Zertifizierungsin stanz bekannt (US-Patentschrift US 5 214 700) . Das bei diesem Verfahren verwendete Protokoll weist eine Zufallszahl, eine Identitätsangabe sowie einen öffentlichen Schlüssel und einen Sitzungsschlüssel auf. Grundlegende Sicherheitsziele werden jedoch bei diesem Verfahren nicht realisiert.

Weiterhin ist ein Verfahren für eine PC-PC-Kommunikation un ter Mitwirkung eines Trust-Centers bekannt (DE-Broschüre: Telesec. Telekom, Produktentwicklung Telesec beim Fernmelde amt Siegen, S. 12-13 und Bild 16).

Das Problem der Erfindung liegt darin, ein Verfahren zum rechnergestützten Austausch kryptographischer Schlüssel an zugeben, das die oben genannten Nachteile vermeidet.

Dieses Problem wird durch das Verfahren gemäß Patentanspruch 1 gelöst.

Die durch das erfindungsgemäße Verfahren erreichten Vorteile liegen vor allem in einer erheblichen Reduktion der Länge der übertragenen Nachrichten und in der Realisierung weiterer Si cherheitsziele.

Durch das erfindungsgemäße Verfahren werden folgende Sicher heitsziele realisiert:

- Gegenseitige explizite Authentifizierung von dem Benutzer und dem Netz, d. h. die gegenseitige Verifizierung der be haupteten Identität,
- Schlüsselvereinbarung zwischen dem Benutzer und dem Netz mit gegenseitiger impliziter Authentifizierung, d. h. daß durch das Verfahren erreicht wird, daß nach Abschluß der Prozedur ein gemeinsamer geheimer Sitzungsschlüssel zur Verfügung steht, von dem jede Partei weiß, daß nur das au thentische Gegenüber sich ebenfalls im Besitz des geheimen Sitzungsschlüssels befinden kann,
- Zusicherung der Frische (Aktualität) des Sitzungsschlüssels für den Benutzer,
- gegenseitige Bestätigung des Sitzungsschlüssels von dem Be nutzer und dem Netz, d. h. die Bestätigung, daß das Gegen über tatsächlich im Besitz des vereinbarten geheimen Sit zungsschlüssels ist.

Durch die Weiterbildung des erfindungsgemäßen Verfahrens ge mäß Patentanspruch 2 wird das Sicherheitsziel der Zusicherung der Frische (Aktualität) der Sitzungsschlüssels für das Netz realisiert. Die Weiterbildung des erfindungsgemäßen Verfah rens gemäß Patentanspruch 3 ermöglicht die Verwendung von temporären Benutzeridentitäten.

Durch die Weiterbildung gemäß Anspruch 4 wird das Sicher heitsziel der Benutzeranonymität realisiert, d. h. die Ver traulichkeit der Identität des Benutzers gegenüber Dritten.

Durch die Weiterbildung gemäß Anspruch 6 wird zusätzlich das Sicherheitsziel der Nichtabstreitbarkeit von Daten reali siert, die vom Benutzer an das Netz gesendet wurden.

Das erfindungsgemäße Verfahren ist außerdem sehr leicht an unterschiedliche Anforderungen anpaßbar, da es sich nicht auf bestimmte Algorithmen für Signaturbildung und Verschlüsselung beschränkt.

Weiterbildungen der Erfindung ergeben sich aus den abhängigen Ansprüchen.

Die Zeichnungen stellen bevorzugte Ausführungsbeispiele der Erfindung dar, die im folgenden näher beschrieben werden.

Es zeigen

Fig. 1 ein Ablaufdiagramm, das das erfindungsgemäße Verfah ren gemäß Patentanspruch 1 darstellt;

Fig. 2 ein Diagramm, das das erfindungsgemäße Verfahren mit zusätzlich realisierten Sicherheitszielen gemäß eini ger abhängiger Patentansprüche beschreibt.

Anhand der Fig. 1 und 2 wird die Erfindung weiter erläu tert.

In den Fig. 1 und 2 sind durch zwei Skizzen der Ablauf des erfindungsgemäßen Verfahrens dargestellt. Das erfindungsge mäße Verfahren betrifft den Austausch kryptographischer Schlüssel zwischen einer Benutzercomputereinheit U und einer Netzcomputereinheit N, wobei unter der Benutzercomputerein heit U eine Computereinheit eines Benutzers eines Mobilfunk netzes zu verstehen ist und unter einer Netzcomputereinheit N eine Computereinheit des Netzbetreibers eines Mobilfunksy stems zu verstehen ist.

Die Erfindung beschränkt sich jedoch nicht auf ein Mobil funksystem und somit auch nicht auf einen Benutzer eines Mo bilfunksystems und das Netz, sondern kann in allen Bereichen angewendet werden, in denen ein kryptographischer Schlüssel austausch zwischen zwei Kommunikationspartnern benötigt wird.

Dies kann z. B. in einer Kommunikationsbeziehung zwischen zwei Rechnern, die Daten in verschlüsselter Form austauschen wollen, der Fall sein. Ohne Beschränkung der Allgemeingültig keit wird im folgenden also ein erster Kommunikationspartner als Benutzercomputereinheit U und ein zweiter Kommunikations partner als Netzcomputereinheit N bezeichnet.

Für das erfindungsgemäße Verfahren gemäß Anspruch 1 wird vor ausgesetzt, daß in der Benutzercomputereinheit U ein vertrau enswürdiger öffentlicher Benutzerschlüssel öu der Benut zercomputereinheit U z. B. in Form eines Benutzerzertifikats CertU verfügbar gemacht wird und daß in der Netzcomputerein heit N ein vertrauenswürdiger öffentlicher Netzschlüssel g^s der Netzcomputereinheit N z. B. in Form eines Netzzertifikats CertN verfügbar gemacht wird, wobei g ein erzeugendes Element einer endlichen Gruppe ist. Der öffentliche Netzschlüssel g^s muß nicht in der Benutzercomputereinheit U verfügbar sein. Ebenso ist es nicht nötig, daß der öffentliche Benut zerschlüssel öu in der Netzcomputereinheit N verfügbar ist.

In der Benutzercomputereinheit U wird eine erste Zufallszahl t generiert. Aus der ersten Zufallszahl t wird mit Hilfe des erzeugenden Elements g einer endlichen Gruppe in der Benut zercomputereinheit U ein erster Wert g^t gebildet.

Asymmetrische Verfahren beruhen im wesentlichen auf zwei Pro blemen der Komplexitätstheorie, dem Problem zusammengesetzte Zahlen effizient zu faktorisieren, und dem diskreten Log arithmusproblem (DLP). Das DLP besteht darin, daß in geeig neten Rechenstrukturen zwar Exponentiationen effizient durch geführt werden können, daß jedoch für die Umkehrung dieser Operation, das Logarithmieren, keine effizienten Algorithmen bekannt sind.

Solche Rechenstrukturen sind z. B. unter den oben bezeichne ten endlichen Gruppen zu verstehen. Diese sind z. B. die mul tiplikative Gruppe eines endlichen Körpers (z. B. Multipli zieren Modulo p, wobei p eine große Primzahl ist), oder auch sogenannte "elliptische Kurven". Elliptische Kurven sind vor allem deshalb interessant, weil sie bei gleichem Sicher heitsniveau wesentliche kürzere Sicherheitsparameter erlau ben. Dies betrifft die Länge der öffentlichen Schlüssel, die Länge der Zertifikate, die Länge der bei der Sitzungsschlüs selvereinbarung auszutauschenden Nachrichten sowie die Länge von digitalen Signaturen, die jeweils im weiteren beschrieben werden. Der Grund dafür ist, daß die für elliptische Kurven bekannten Logarithmierverfahren wesentlich weniger effizient sind als die für endliche Körper.

Eine große Primzahl in diesem Zusammenhang bedeutet, daß die Größe der Primzahl so gewählt werden muß, daß die Logarith mierung so aufwendig ist, daß sie nicht in vertretbarer Zeit durchgeführt werden kann. Vertretbar bedeutet in diesem Zu sammenhang einen Zeitraum entsprechend der Sicherheitspolitik von mehreren Jahren bis Jahrzehnten und länger.

Nach der Berechnung des ersten Werts g^t wird eine erste Nach richt M1 codiert, die mindestens den ersten Wert g^t und eine Identitätsangabe id_CA einer Zertifizierungscomputereinheit CA, die das Netzzertifikat CertN liefert, das von der Benut zercomputereinheit U verifiziert werden kann, aufweist. Die erste Nachricht M1 wird von der Benutzercomputereinheit U an die Netzcomputereinheit N übertragen.

In der Netzcomputereinheit N wird die erste Nachricht M1 de codiert. Die erste Nachricht M1 kann auch über einen unsiche ren Kanal, also auch über eine Luftschnittstelle, unver schlüsselt übertragen werden, da die Logarithmierung des ersten Wertes g^t nicht in vertretbarer Zeit durchgeführt wer den kann.

Wie in Fig. 2 beschrieben, kann es vorgesehen sein, daß in der Netzcomputereinheit N eine zweite Zufallszahl r generiert wird. Durch diesen zusätzlichen Verfahrensschritt wird ein zusätzliches Sicherheitsziel realisiert: die Zusicherung der Frische (Aktualität) eines im folgenden beschriebenen Sit zungsschlüssels K für die Netzcomputereinheit N.

In der Netzcomputereinheit N wird mit Hilfe einer ersten Hash- Funktion h1 ein Sitzungsschlüssel K gebildet. Als eine er ste Eingangsgröße der ersten Hash-Funktion h1 wird ein erster Term verwendet. Der erste Term wird gebildet, indem der erste Wert g^t potenziert wird mit einem geheimen Netzschlüssel s.

Unter einer Hash-Funktion ist in diesem Zusammenhang eine Funktion zu verstehen, bei der es nicht möglich ist, zu einem gegebenen Funktionswert einen passenden Eingangswert zu be rechnen. Ferner wird einer beliebig langen Eingangszeichen folge eine Ausgangszeichenfolge fester Länge zugeordnet. Des weiteren wird für die Hash-Funktion in diesem Zusammenhang Kollisionsfreiheit gefordert, d. h. es darf nicht möglich sein, zwei verschiedene Eingangszeichenfolgen zu finden, die dieselbe Ausgangszeichenfolge ergeben.

Wenn die zweite Zufallszahl r verwendet wird, so weist die erste Eingangsgröße der ersten Hash-Funktion h1 zusätzlich mindestens die zweite Zufallszahl r auf. Nun wird in der Netzcomputereinheit N eine Antwort A gebildet. Zur Bildung der Antwort A sind verschiedene Varianten vorgesehen. Es ist z. B. möglich, daß mit dem Sitzungsschlüssel K unter Verwen dung einer Verschlüsselungsfunktion Enc eine Konstante const verschlüsselt wird. Die Konstante const ist sowohl der Benut zercomputereinheit U als auch der Netzcomputereinheit N be kannt. Auch die Verschlüsselungsfunktion Enc ist sowohl der Netzcomputereinheit N als auch der Benutzercomputereinheit U als die in dem erfindungsgemäßen Verfahren zu verwendende Verschlüsselungsfunktion bekannt.

Eine weitere Möglichkeit, die Antwort A zu bilden, liegt z. B. darin, daß der Sitzungsschlüssel K als Eingangsgröße für eine dritte Hash-Funktion h3 verwendet wird und der "gehashte" Wert des Sitzungsschlüssels K als Antwort verwendet wird. Weitere Möglichkeiten, die Antwort A zu bilden, die zur Über prüfung des Sitzungsschlüssels K in der Benutzercomputerein heit U verwendet wird, sind dem Fachmann geläufig und können als Varianten zu den beschriebenen Vorgehensweisen verwendet werden.

Eine Aneinanderreihung der zweiten Zufallszahl r, des Netz zertifikats CertN, der Antwort A, sowie ein optionales erstes Datenfeld dat1 bilden eine zweite Nachricht M2. Die zweite Zufallszahl r und das optionale erste Datenfeld dat1 sind nur in der zweiten Nachricht M2 enthalten, wenn diese in dem er findungsgemäßen Verfahren vorgesehen sind.

Die zweite Nachricht M2 wird in der Netzcomputereinheit N codiert und zu der Benutzercomputereinheit U übertragen.

In der Benutzercomputereinheit U wird die zweite Nachricht M2 decodiert, so daß die Benutzercomputereinheit U eventuell die zweite Zufallszahl r, die Antwort A sowie eventuell das op tionale erste Datenfeld dat1 zur Verfügung hat. Die Länge des optionalen ersten Datenfeldes dat1 kann beliebig groß sein, d. h. es ist auch möglich, daß das optionale erste Datenfeld dat1 nicht vorhanden ist.

Anschließend wird das in der zweiten Nachricht M2 enthaltene Netzzertifikat CertN in der Benutzercomputereinheit verifi ziert. Somit steht der öffentliche Netzschlüssel g^s in der Benutzercomputereinheit U zur Verfügung.

In der Benutzercomputereinheit U wird nun ebenfalls der Sit zungsschlüssel K gebildet, mit Hilfe der ersten Hash-Funktion h1, die sowohl in der Netzcomputereinheit N als auch in der Benutzercomputereinheit U bekannt ist. Eine zweite Eingangs größe der ersten Hash-Funktion h1 zur Bildung des Sitzungs schlüssels K in der Benutzercomputereinheit U weist minde stens einen zweiten Term auf. Der zweite Term wird gebildet aus einer Exponentation eines öffentlichen Netzschlüssels g^s mit der ersten Zufallszahl t. Wenn die Verwendung der zweiten Zufallszahl r in dem erfindungsgemäßen Verfahren vorgesehen wird, so weist die zweite Eingangsgröße der ersten Hash- Funktion h1 zur Bildung des Sitzungsschlüssels K in der Benutzercomputereinheit U zusätzlich die zweite Zufallszahl r auf.

Durch die Verwendung der ersten Zufallszahl t und der zweiten Zufallszahl r bei der Generierung des Sitzungsschlüssels K wird die Aktualität des Sitzungsschlüssels K gewährleistet, da jeweils die erste Zufallszahl t als auch die zweite Zufallszahl r nur für jeweils einen Sitzungsschlüssel K ver wendet werden.

Somit wird eine Wiedereinspielung eines älteren Schlüssels als Sitzungsschlüssel K verhindert. Die Aktualität des Sit zungsschlüssels K ist auch bedeutend im Zusammenhang mit der Fragestellung, wie groß die erste Zufallszahl t sowie die zweite Zufallszahl r sein müssen. Dies wird deutlich, da eine geringere Länge der Zufallszahlen das DLP-Problem verringern, d. h. je kürzer die Zufallszahl ist, desto einfacher ist die Logarithmierung, also z. B. das Herausfinden der ersten Zu fallszahl t aus dem ersten Wert g^t. Wenn aber für jeden neuen Sitzungsschlüssel K andere Zufallszahlen verwendet werden, so ist die Wahrscheinlichkeit, daß der verwendete Sitzungs schlüssel K von einem unbefugten Dritten schon herausgefunden wurde, wesentlich geringer. Damit ist die Gefahr, daß der Teil einer Nachricht, der mit dem Sitzungsschlüssel K ver schlüsselt ist, von einem unbefugten Dritten entschlüsselt werden kann, erheblich reduziert.

Nachdem in der Benutzercomputereinheit U der Sitzungsschlüs sel K gebildet wurde, wird anhand der empfangenen Antwort A überprüft, ob der in der Benutzercomputereinheit U gebildete Sitzungsschlüssel K mit dem Sitzungsschlüssel K, der in der Netzcomputereinheit N gebildet wurde, übereinstimmt.

Abhängig von den im vorigen beschriebenen Varianten zur Bil dung der Antwort A sind verschiedene Möglichkeiten vorgese hen, den Sitzungsschlüssel K anhand der Antwort A zu überprü fen.

Eine Möglichkeit besteht z. B. darin, daß, wenn die Antwort A in der Netzcomputereinheit N durch Verschlüsselung der Kon stante const mit dem Sitzungsschlüssel K unter Verwendung der Verschlüsselungsfunktion Enc gebildet wurde, die Antwort A entschlüsselt wird, und somit die Benutzercomputereinheit U eine entschlüsselte Konstante const′ erhält, die mit der bekannten Konstante const verglichen wird.

Die Überprüfung des Sitzungsschlüssels K anhand der Antwort A kann auch durchgeführt werden, indem die der Benutzercompu tereinheit U bekannte Konstante const mit dem in der Benut zercomputereinheit U gebildeten Sitzungsschlüssel K unter Verwendung der Verschlüsselungsfunktion Enc verschlüsselt wird und das Ergebnis mit der Antwort A auf Übereinstimmung geprüft wird. Diese Vorgehensweise wird z. B. auch verwendet, wenn die Antwort A in der Netzcomputereinheit N gebildet wird, in dem auf den Sitzungsschlüssel K die dritte Hash- Funktion h3 angewendet wird. In diesem Fall wird in der Be nutzercomputereinheit U der in der Benutzercomputereinheit U gebildete Sitzungsschlüssel K als Eingangsgröße der dritten Hash-Funktion h3 verwendet wird. Der "gehashte" Wert des in der Benutzercomputereinheit u gebildeten Sitzungsschlüssels K wird dann mit der Antwort A auf Übereinstimmung geprüft. Da mit wird das Ziel der Schlüsselbestätigung des Sitzungs schlüssels K erreicht.

Dadurch, daß bei der Berechnung des Sitzungsschlüssels K in der Netzcomputereinheit N der geheime Netzschlüssel s und bei der Berechnung des Sitzungsschlüssels K in der Benutzercompu tereinheit U der öffentliche Netzschlüssel g^s verwendet wer den, wird die Netzcomputereinheit N durch die Benutzercompu tereinheit U authentifiziert. Dies wird erreicht, vorausge setzt daß für die Benutzercomputereinheit U bekannt ist, daß der öffentliche Netzschlüssel g^s tatsächlich zur Netzcompute reinheit N gehört.

Im Anschluß an die Bestätigung des Sitzungsschlüssels K durch Überprüfung der Antwort A wird ein Signaturterm berechnet.

Hierzu wird mit Hilfe einer zweiten Hash-Funktion h2 eine vierte Eingangsgröße gebildet. Die zweite Hash-Funktion h2 kann, muß aber nicht dieselbe Hash-Funktion sein wie die er ste Hash-Funktion h1. Als eine dritte Eingangsgröße für die zweite Hash-Funktion h2 wird ein Term verwendet, der minde stens den Sitzungsschlüssel K enthält. Weiterhin kann die dritte Eingangsgröße das optionale erste Datenfeld dat1 oder auch ein optionales zweites Datenfeld dat2 enthalten, wenn deren Verwendung in dem erfindungsgemäßen Verfahren vorgese hen wird.

Es kann später nicht abgestritten werden, daß die Daten, die im ersten optionale Datenfeld dat1 und im zweiten optionalen Datenfeld dat2 enthalten sind, von der Benutzercomputerein heit U gesendet werden.

Die in dem ersten optionalen Datenfeld dat1 und in dem zwei ten optionalen Datenfeld dat2 enthaltenen Daten können z. B. Telefonnummern, die aktuelle Zeit oder ähnliche hierfür ge eignete Parameter sein. Diese Information kann als Werkzeug für eine unanfechtbare Gebührenabrechnung verwendet werden.

Unter Verwendung einer ersten Signaturfunktion Sig_U wird der Signaturterm aus mindestens der vierten Eingangsgröße gebil det. Um einen höheren Sicherheitsgrad zu erzielen, kann der Signaturterm verschlüsselt werden. Der Signaturterm wird in diesem Fall mit dem Sitzungsschlüssel K unter Verwendung der Verschlüsselungsfunktion Enc verschlüsselt und bildet den er sten verschlüsselten Term VT1.

Außerdem wird, falls das Sicherheitsziel "Anonymität des Be nutzers" realisiert werden soll, ein zweiter verschlüsselter Term VT2 berechnet, in dem ein Benutzerzertifikat CertU der Benutzercomputereinheit U mit dem Sitzungsschlüssel K mit Hilfe der Verschlüsselungsfunktion Enc verschlüsselt wird. Bei Verwendung eines optionalen zweiten Datenfeldes dat2 kann in der Benutzercomputereinheit U ein dritter verschlüsselter Term VT3 berechnet werden, indem das optionale zweite Datenfeld dat2 mit dem Sitzungsschlüssel K unter Verwendung der Verschlüsselungsfunktion Enc verschlüsselt wird. Das op tionale zweite Datenfeld dat2 kann ebenso unverschlüsselt übertragen werden.

In der Benutzercomputereinheit U wird eine dritte Nachricht M3 gebildet und codiert, die mindestens den Signaturterm und das Benutzerzertifikat CertU der Benutzercomputereinheit U aufweist. Falls die Benutzeranonymität der Benutzercomputer einheit U gewährleistet werden soll, weist die dritte Nach richt M3 anstatt des Benutzerzertifikats CertU der Benut zercomputereinheit U mindestens den zweiten verschlüsselten Term VT2 auf, der das Benutzerzertifikat CertU der Benut zercomputereinheit U in verschlüsselter Form enthält, die nur von der Netzcomputereinheit N entschlüsselt werden kann.

Wenn die Verwendung des optionalen zweiten Datenfelds dat2 vorgesehen wird, weist die dritte Nachricht M3 zusätzlich mindestens den dritten verschlüsselten Term VT 3 auf. Wenn die dritte Nachricht M3 den ersten verschlüsselten Term VT1, den zweiten verschlüsselten Term VT2 oder den dritten ver schlüsselten Term VT3 aufweist, werden diese in der Netzcom putereinheit N entschlüsselt. Dies geschieht für den eventu ell vorhandenen ersten verschlüsselten Term VT1 vor der Veri fikation des Signaturterms.

Die dritte Nachricht M3 wird von der Benutzercomputereinheit U zu der Netzcomputereinheit N übertragen.

Zusätzlich wird die Authentifikation der Benutzercomputerein heit U gegenüber der Netzcomputereinheit N durch den Signa turterm gewährleistet, durch deren Verwendung garantiert wird, daß die dritte Nachricht M3 tatsächlich aktuell von der Benutzercomputereinheit U gesendet wurde.

Wenn für das erfindungsgemäße Verfahren temporäre Benutzeri dentitäten vorgesehen werden, so wird das im vorigen be schriebene Verfahren um einige Verfahrensschritte erweitert.

In der Netzcomputereinheit N wird für die Benutzercomputer einheit U eine neue temporäre Identitätsgröße TMUIN gebildet, die der Benutzercomputereinheit U im weiteren zugewiesen wird. Dies kann z. B. durch Generierung einer Zufallszahl oder durch Tabellen, in denen mögliche Identitätsgrößen abgespei chert sind, durchgeführt werden. Aus der neuen temporären Identitätsgröße TMUIN der Benutzercomputereinheit U wird in der Netzcomputereinheit N ein vierter verschlüsselter Term VT4 gebildet, indem die neue temporäre Identitätsgröße TMUIN der Benutzercomputereinheit U mit dem Sitzungsschlüssel K un ter Verwendung der Verschlüsselungsfunktion Enc verschlüsselt wird.

In diesem Fall weist die zweite Nachricht M2 zusätzlich min destens den vierten verschlüsselten Term VT4 auf. Der vierte verschlüsselte Term VT4 wird dann in der Benutzercomputerein heit U entschlüsselt. Nun ist die neue temporäre Identitäts größe TMUIN der Benutzercomputereinheit U in der Benutzercom putereinheit U verfügbar.

Damit der Netzcomputereinheit N auch gewährleistet wird, daß die Benutzercomputereinheit U die neue temporäre Identitäts größe TMUIN korrekt empfangen hat, weist die dritte Eingangs größe für die erste Hash-Funktion h1 oder für die zweite Has h-Funktion h2 zusätzlich mindestens die neue temporäre Iden titätsgröße TMUIN der Benutzercomputereinheit U auf.

Es ist auch möglich, die neue temporäre Identitätsgröße TMUIN nicht in den Signaturterm zu integrieren, sondern den zweiten verschlüsselten Term VT2 zu bilden, indem die neue temporäre Identitätsgröße TMUIN der Benutzercomputereinheit U mit dem Sitzungsschlüssel K unter Verwendung der Verschlüsselungs funktion Enc verschlüsselt wird. In diesem Fall weist die dritte Nachricht M3 zusätzlich den zweiten verschlüsselten Term VT2 auf.

Die in dem erfindungsgemäßen Verfahren verwendeten Hash-Funk tionen, die erste Hash-Funktion h1, die zweite Hash-Funktion H2 und die dritte Hash-Funktion h3 können durch die gleiche, aber auch durch verschiedene Hash-Funktionen realisiert wer den.

Claims

1. Verfahren zum rechnergestützten Austausch kryptographi scher Schlüssel zwischen einer Benutzercomputereinheit (U) und einer Netzcomputereinheit (N),

- bei dem aus einer ersten Zufallszahl (t) mit Hilfe eines erzeugenden Elements (g) einer endlichen Gruppe in der Be nutzercomputereinheit (U) ein erster Wert (g^t) gebildet wird,
- bei dem eine erste Nachricht (M1) von der Benutzercomputer einheit (U) an die Netzcomputereinheit (N) übertragen wird, wobei die erste Nachricht (M1) mindestens den ersten Wert (g^t) und eine Identitätsangabe (id_CA) einer Zertifizierung scomputereinheit (CA), die ein Netzzertifikat (CertN) lie fert, das von der Benutzercomputereinheit (U) verifiziert werden kann, aufweist,
- bei dem in der Netzcomputereinheit (N) ein Sitzungsschlüs sel (K) mit Hilfe einer ersten Hash-Funktion (h1) gebildet wird, wobei eine erste Eingangsgröße der ersten Hash-Funk tion (h1) mindestens einen ersten Term aufweist, der gebil det wird durch eine Exponentiation des ersten Werts (g^t) mit einem geheimen Netzschlüssel (s),
- bei dem in der Netzcomputereinheit (N) eine Antwort (A) ge bildet wird,
- bei dem eine zweite Nachricht (M2) von der Netzcomputerein heit (N) an die Benutzercomputereinheit (U) übertragen wird, wobei die zweite Nachricht (M2) mindestens die Ant wort (A) und das Netzzertifikat (CertN) aufweist,
- bei dem in der Benutzercomputereinheit (U) das Netzzertifi kat (CertN) verifiziert wird,
- bei dem in der Benutzercomputereinheit (U) der Sitzungs schlüssel (K) gebildet wird mit Hilfe der ersten Hash-Funk tion (h1), wobei eine zweite Eingangsgröße der ersten Hash- Funktion (h1) mindestens einen zweiten Term aufweist, der gebildet wird durch eine Exponentiation eines öffentlichen Netzschlüssels (g^s) mit der ersten Zufallszahl (t),
- bei dem in der Benutzercomputereinheit (U) der Sitzungs schlüssel (K) anhand der Antwort (A) überprüft wird,
- bei dem in der Benutzercomputereinheit (U) mit Hilfe einer zweiten Hash-Funktion (h2) oder der ersten Hash-Funktion (h1) eine vierte Eingangsgröße gebildet wird, wobei eine dritte Eingangsgröße für die erste Hash-Funktion (h1) oder für die zweite Hash-Funktion (h2) zur Bildung der vierten Eingangsgröße mindestens den Sitzungsschlüssel (K) auf weist,
- bei dem in der Benutzercomputereinheit (U) ein Signaturterm aus mindestens der vierten Eingangsgröße gebildet wird un ter Anwendung einer ersten Signaturfunktion (Sig_U),
- bei dem eine dritte Nachricht (M3) von der Benutzercompute reinheit (U) an die Netzcomputereinheit (N) übertragen wird, wobei die dritte Nachricht (M3) mindestens den Signa turterm und ein Benutzerzertifikat (CertU) aufweist,
- bei dem in der Netzcomputereinheit (N) das Benutzerzertifi kat (CertU) verifiziert wird, und
- bei dem in der Netzcomputereinheit (N) der Signaturterm ve rifiziert wird.

2. Verfahren nach Anspruch 1,

- bei dem in der Netzcomputereinheit (N) die erste Eingangs größe der ersten Hash-Funktion (h1) zusätzlich mindestens eine zweite Zufallszahl (r) aufweist,
- bei dem die zweite Nachricht (M2) zusätzlich die zweite Zu fallszahl (r) aufweist, und
- bei dem in der Benutzercomputereinheit (U) die zweite Ein gangsgröße der ersten Hash-Funktion (h1) zusätzlich minde stens die zweite Zufallszahl (r) aufweist.

3. Verfahren nach Anspruch 1 oder 2,

- bei dem in der Netzcomputereinheit (N), nachdem die erste Nachricht (M1) empfangen wurde und bevor die zweite Nach richt (M2) gebildet wird, für die Benutzercomputereinheit (U) eine neue temporäre Identitätsgröße (TMUIN) der. Benut zercomputereinheit (U) gebildet wird,
- bei dem in der Netzcomputereinheit (N) aus der neuen tempo rären Identitätsgröße (TMUIN) der Benutzercomputereinheit (U) ein vierter verschlüsselter Term (VT4) gebildet wird, indem die neue temporäre Identitätsgröße (TMUIN) der Benut zercomputereinheit (U) mit dem Sitzungsschlüssel (K) unter Anwendung der Verschlüsselungsfunktion (Enc) verschlüsselt wird,
- bei dem die zweite Nachricht (M2) zusätzlich mindestens den vierten verschlüsselten Term (VT4) aufweist,
- bei dem in der Benutzercomputereinheit (U), nachdem die zweite Nachricht (M2) empfangen wurde und bevor die vierte Eingangsgröße gebildet wird, der vierte verschlüsselte Term (VT4) entschlüsselt wird, und
- bei dem die dritte Eingangsgröße für die erste Hash-Funkti on (h1) oder für die zweite Hash-Funktion (h2) zur Bildung der vierten Eingangsgröße zusätzlich mindestens die neue temporäre Identitätsgröße (TMUIN) der Benutzercomputerein heit (U) aufweist.

4. Verfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 3,

- bei dem in der Benutzercomputereinheit (U) vor Bildung der dritten Nachricht (M3) aus dem Benutzerzertifikat (CertU) ein zweiter verschlüsselter Term (VT2) gebildet wird, in dem das Benutzerzertifikat (CertU) mit dem Sitzungsschlüs sel (K) unter Anwendung der Verschlüsselungsfunktion (Enc) verschlüsselt wird,
- bei dem die dritte Nachricht (M3) anstatt des Benutzerzer tifikats (CertU) den zweiten verschlüsselten Term (VT2) aufweist, und
- bei dem in der Netzcomputereinheit (N), nachdem die dritte Nachricht (M3) empfangen wurde, der zweite verschlüsselte Term (VT2) entschlüsselt wird.

5. Verfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 4,

- bei dem die zweite Nachricht (M2) zusätzlich ein optionales erstes Datenfeld (dat1) aufweist, und
- bei dem die dritte Eingangsgröße für die erste Hash-Funkti on (h1) oder für die zweite Hash-Funktion (h2) zur Bildung der vierten Eingangsgröße zusätzlich mindestens das optio nale erste Datenfeld (dat1) aufweist.

6. Verfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 5,

- bei dem in der Benutzercomputereinheit (U) vor Bildung der dritten Nachricht (M3) ein dritter verschlüsselter Term (VT3) gebildet wird, indem ein optionales zweites Datenfeld (dat2) mit dem Sitzungsschlüssel (K) unter Anwendung der Verschlüsselungsfunktion (Enc) verschlüsselt wird,
- bei dem die dritte Nachricht (M3) zusätzlich mindestens den dritten verschlüsselten Term (VT3) aufweist, und
- bei dem in der Netzcomputereinheit (N), nachdem die dritte Nachricht (M3) empfangen wurde, der dritte verschlüsselte Term (VT3) entschlüsselt wird.

7. Verfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 6,

- bei dem in der Benutzercomputereinheit (U) vor Bildung der dritten Nachricht (M3) ein erster verschlüsselter Term (VT1) gebildet wird, indem der Signaturterm mit dem Sit zungsschlüssel (K) unter Anwendung der Verschlüsselungs funktion (Enc) verschlüsselt wird,
- bei dem die dritte Nachricht (M3) anstatt des Signaturterms den ersten verschlüsselten Term (VT1) aufweist, und
- bei dem in der Netzcomputereinheit (N), nachdem die dritte Nachricht (M3) empfangen wurde und bevor der Signaturterm verifiziert wird, der erste verschlüsselte Term (VT1) ent schlüsselt wird.

8. Verfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 7, bei dem in der Netzcomputereinheit (N) die Antwort (A) gebil det wird, indem eine Konstante (const), die in der Netzcompu tereinheit (N) und in der Benutzercomputereinheit (U) bekannt sind, mit dem Sitzungsschlüssel (K) unter Anwendung der Ver schlüsselungsfunktion (Enc) verschlüsselt wird.

9. Verfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 7,

- bei dem in der Netzcomputereinheit (N) die Antwort (A) ge bildet wird, indem auf den Sitzungsschlüssel (K) eine drit te Hash-Funktion (h3) angewendet wird, und
- bei dem in der Benutzercomputereinheit (U) die Antwort (A) überprüft wird, indem auf den Sitzungsschlüssel (K) die dritte Hash-Funktion (h3) angewendet wird, und das Ergebnis mit der Antwort (A) verglichen wird.

10. Verfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 8, bei dem in der Benutzercomputereinheit (U) die Antwort (A) überprüft wird, indem die Konstante (const) mit dem Sitzungs schlüssel (K) unter Anwendung der Verschlüsselungsfunktion (Enc) verschlüsselt wird und das Ergebnis mit der Antwort (A) verglichen wird.

11. Verfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 8, bei dem in der Benutzercomputereinheit (U) die Antwort (A) überprüft wird, indem die Antwort (A) mit dem Sitzungsschlüs sel (K) unter Anwendung der Verschlüsselungsfunktion (Enc) entschlüsselt wird und eine entschlüsselte Konstante (const′) mit der Konstante (const) verglichen wird.

12. Verfahren nach einem der Ansprüche 1 bis 5, bei dem die dritte Nachricht (M3) zusätzlich mindestens ein optionales zweites Datenfeld (dat2) aufweist.