JP4841790B2 - 不正行為に対する保護のための暗号通信方法 - Google Patents
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Description
発明の分野
本発明は、電子チップの不正行為に対する保護のための暗号通信方法に関するものである。
【0002】
本発明が非常に有利な用途を見出すのは、ワイヤードロジック式またはマイクロプロセッサ式の集積回路チップの不正行為に対する保護を可能にすることであって、特に各種の取引、例えば電話通信の確立、自動販売機における物品の支払い、パーキングメータからの駐車場の賃貸、公共交通機関または基盤施設(通行料金徴収所、博物館、図書館、など)の利用提供のようなサービスへの支払いなどに使用されるプリペイドカードに備えられるチップのことである。
【0003】
従来技術の記述
現在、プリペイドカードは各種の不正行為を受けるおそれがある。不正行為の第一のタイプは、許可なくカードを複製することからなり、クローニングという用語がこの操作の特徴付けるためによく使われる。不正行為の第二のタイプは、カードに付与されたデータ、とくにカードに書き込まれた貸方総額を変更することからなる。これら不正行為に対抗するために、暗号通信法に頼っているが、それは一方では認証手段を用いてカードの認証を保証する、および/または、デジタル署名を用いてデータの認証を保証するためであり、また他方では、必要ならば暗号化を用いてデータの機密性を保証するためである。暗号通信法は、二つのエンティティの、つまり検査と検査対象を使用し、そして対称または非対称でありうる。対称な場合には、二つのエンティティは全く同じ情報、とくに秘密鍵を共有する。非対称の場合は、二つのエンティティの一方が一対の鍵を有し、その一方は秘密鍵であり他方は公開鍵であり;共有する秘密鍵はない。多くのシステムにおいて、対称暗号通信法だけがプリペイドカードに用いられているが、それは非対称暗号通信法が低速で高価だからである。対称暗号通信法において開発された第一の認証メカニズムは、各カードごとに異なる証明書を、一度だけ計算し、それをカードのメモリ内に保存すること、取引の度にそれを読取ること、そしてすでに割り当てられた証明書が保存されている取引を引き受けるネットワークのアプリケーションに問い合わせてそれを確認することからなる。これらのメカニズムは不完全な保護を保証する、なぜなら一方では証明書は、所与のカードについて常に同一であるために、不正に見張られたり、複製されたり、リプレイ攻撃されうるからであり、また他方ではカードはクローンを作られるからである。クローンに対抗するために、カードの受動的認証メカニズムは、能動的認証メカニズムに代えられているが、該メカニズムはさらにデータの完全性を保証できるものである。これらメカニズムの第一のものは、フランス特許FR89 09734の対象となった。開示された方法は、非線形関数を決定することからなり、この関数はアプリケーションに知られ、また状態のオートマトンの形式で電子チップに埋め込まれる。認証の際に、電子チップとアプリケーションはある証明書を計算するが、該証明書は各認証で決定された引き数リストに適用された関数の結果である;つまり、引き数のリストはある変数を含み、該変数は各認証への適用によって決定されたデータ、電子チップ内に含まれるデータ、および電子チップとアプリケーションに知られていている秘密鍵を含むことができる。電子チップによって計算された証明書がアプリケーションによって計算された証明書と同一である場合、電子チップは真正であると判断され、電子チップとアプリケーションの間の取引が許可される。絶対的に信頼できる能動的認証によるカードの保護の第二のメカニズムは、リプレイ攻撃に対する保護と秘密鍵の管理された消耗とを保証する線形関数を認証の限定数だけ使用することに基づいており、フランス特許FR95 12144の対象になっている。
【0004】
しかしながら、上述の二つのメカニズムそれぞれは、特定の長所と短所がある。第一のメカニズムに関しては、使用された非線形関数の情報セキュリティの仮説(現状の知識では証明不能)に基づいており、ワイヤードロジック用チップの低い計算性能によって課されたとても大きな制約は、通常の秘密鍵用アルゴリズムと同じくらい広い安全性の余地を許容せず、またそのために、使用された非線形関数の詳細な仕様の漏洩がリスクを示しうる。第二のメカニズムに関しては、認証数がある閾値を超えない限りは、証明可能なセキュリティを得られる利点があり、そのため使用された線形関数の漏洩に結びつくリスクはない、しかしながら、逆にこの解決法に固有の、チップの寿命(あるいはリロードが可能なカードの場合は、二つのリロードの間)のために認証機能の使用回数を厳密に制限する必要性は、あるアプリケーションにとっては満たすことが困難な制約を示し得る。くわえて、ワイヤードロジック式チップにではなく、これらチップの検査のために使用されるセキュリティモジュールに関する攻撃は、不正行為者が、偶然に得られた正しい応答の十分な数が、選択したカード番号に組み合わされた秘密が彼に提供されるまで、無作為の応答を確認モジュールに提供するものであるが、該攻撃は、第二のメカニズムの場合、防止することがいっそう困難である。
【0005】
発明の要約
したがって、本発明の目的によって解決されるべき技術的問題は、電子チップの不正行為に対する保護の暗号通信方法を提供することであって、該方法には以下の過程が含まれている:
−アプリケーションに知られ、かつ電子チップに埋め込まれた非線形関数を決定し、
−電子チップとアプリケーションにだけ知られ、かつ電子チップ内に秘密保持された、第一の秘密鍵Kを電子チップに割り当て、
−電子チップの認証の度に、アプリケーションによって変数と呼ばれる入力ワードRを生成し、
−少なくとも変数Rと秘密鍵Kを含む引き数リストに適用された非線形関数の結果である証明書Sを、電子チップとアプリケーションによって計算する、
そして、該方法は、上述したメカニズムの利点を保持し、それらの欠点のすべてまたは一部を回避しながら、高いセキュリティを保証するものである。
【0006】
提示された技術的課題に対する解決法は、本発明によれば、前記方法がさらに以下の過程を含むことからなる:
−電子チップとアプリケーションにだけ知られ、かつ電子チップ内に秘密保持された、第二の秘密鍵K’を電子チップに割り当て、
−電子チップの認証の度に、秘密鍵K’の少なくとも一部から計算されたマスクMを決定し、
−マスクされた証明書の値だけをアプリケーションに利用可能にするために、マスクMを用いて証明書Sの値を隠し、
−電子チップによって計算された証明書の隠された値をアプリケーションによって確認する。
【0007】
このように、電子チップとアプリケーションの間の取引における不正行為に対する保護に関する本発明による方法は、電子チップによって計算された証明書の値Sを隠すことであるが、これはアプリケーションがそれを読取ってその値を確認し、そして電子チップが真正であるか決定する前である;証明書Sの計算とマスクMの決定は、電子チップに秘密保持され、アプリケーションに知られている第一の鍵と第二の鍵をそれぞれ介入してなされる。
【0008】
本発明に一致した方法は提示された課題を解決するが、それは一方では、証明書Sの値がマスキングによって保護されるからで、したがって本発明による能動的認証方法のセキュリティが、証明書Sの値がマスキングによって保護されていないときよりも、はるかに高いセキュリティの仮説に基づいており、また他方では、情報処理上安全な非線形関数の使用は、閾値を超えて使用された秘密の保護を延長することを可能にするからで、そこではこれらの秘密の無条件セキュリティは危険にさらされている。
【0009】
アプリケーションは隠された値の正確さを確認するが、それはマスクの逆関数を用いて電子チップによって計算された、隠された証明書のマスクを外すこと、およびアプリケーションによって計算された証明書の値を、マスクを外した値と比較することによるか、あるいは証明書SとマスクMの値を計算した後、マスクMを用いて証明書Sの値を隠し、そしてこの隠した値を電子チップによって計算された値を比較することによる。比較された値が同一であるとき、電子チップは真正であると判断され、そしてチップとアプリケーションの間の取引が許可される。
【0010】
有利には、特定の実施態様は、カードの認証とデータの認証を同時に保証するが、それは証明書の計算に所定のデータ値を介入させて行う。第一の場合、これらデータは電子チップに記憶され、そしてチップの番号によって、あるいは電子チップに関連した貸方によって構成されうる。第二の場合、これらデータは、認証作業の際に、アプリケーションによってチップに書き込まれる。
【0011】
特定の実施態様によれば、鍵の決定は、入力の引き数としての電子チップの番号とマスター秘密コードを多様化の方法でアプリケーションにより行うことができ、このことは、有利にはチップの番号を読取った後に、アプリケーションが各電子チップの秘密鍵を再構成することを可能にする;すなわち、チップの秘密鍵の保存はまったく必要ない。
【0012】
電子チップへの鍵の割り当ては、製造の最後のチップの個別化の際に、あるいはリロード可能なチップの場合はリロード作業の際に実施される。独立した鍵KとK’を用いることが望ましいが、ある電子チップの第一の鍵Kと第二の鍵K’の間に依存関係が存在してもよい;この関係は関数の形を取り得るが、該関数は鍵Kから鍵K’を、あるいは鍵Kから鍵K’を計算することを可能にする。
【0013】
特定の実施態様によれば、鍵K’はシーケンスにまとめられた所定のビット数のワードであり;各シーケンスは、マスクMを構成するビット数に等しいビット数を有する。マスクMはこれらのシーケンスから、認証の度に異なる、選択によって決定される。この選択は、ポインタを用いてシーケンス上に示すことによって実施できるが、該ポインタはチップに埋め込まれたカウンタの値によって位置づけられたか、あるいは認証の際にアプリケーションによって提供されたパラメータの値によって位置づけられたものである。別の実施態様によれば、マスクMを構成する各ビットは、鍵K’のビットの2を法とした線形結合に等しく;該結合は、認証の都度、一方ではアプリケーションによって、他方ではチップによって計算される。
【0014】
図面の簡単な説明
本発明のその他の特徴と利点は、付属の図面を参照して、非制限的な例として示されている、下記の特定の実施態様の説明を読むことによっていっそう明らかになるだろう。
【0015】
図1は、本発明による方法の概略図である。
【0016】
図2は、非線形関数fの概略図である。
【0017】
実施態様の説明
図1は、アプリケーション1と電子チップ2の間の取引における使用者の不正行為に対する保護の、本発明による暗号通信方法を概略的に示している。
【0018】
アプリケーション1は、非監視セルフサービス端末内に、完全または部分的に移転することができるが、それは公衆電話、公共交通機関への回転改札口などのようなものである。使用者は、例えばプリペイドカードに埋め込まれた、電子チップ2を保有するが、該チップはアプリケーション1との取引成立を可能にするものである。これらの取引を構成するのは、電話通信の確立、自動販売機における物品の支払い、パーキングメータからの駐車場の賃貸、公共交通機関または基盤施設の利用提供のようなサービスへの支払い、などである。
【0019】
本方法が可能にするのは、電子チップ2の認証、またはアプリケーション1の認証であり;ここで不正行為者は、クローンによって電子チップ2、あるいは偽の端末によってアプリケーション1を偽造する。
【0020】
電子チップ2は個別化されるが、それは製造の際、または場合によってはそのリロード作業の際に、識別番号iと対象であるアプリケーション1に結びつけられたデータDの初期値によってなされ;値Dは、一般的には所与のアプリケーション1のために電子チップ2に付けられた貸方を表している。
【0021】
本方法を構成するのは、この個別化作業の際、あるいは電子チップの販売に先立つ作業の際に、電子チップ2、あるいはアプリケーション1の認証に必要な初期条件を決定すること3である。これらの初期条件には、非線形関数f、第一の秘密鍵Kおよび第二の秘密鍵K’の決定が含まれる。非線形関数fは、アプリケーション1に既知であり、電子回路4の形で、またマイクロプロセッサを備えた電子チップの場合はプログラムの形で、電子チップ2に埋め込まれている。第一の鍵K、第二の鍵K’はそれぞれ、電子チップ2のメモリ5、6内にそれぞれ秘密に保存される。
【0022】
非線形関数fは、メモリおよび排他的論理和演算に関連した、シフトレジスタを形成するレジスタの連続の形で埋め込むことができ;かかる関数は「状態のオートマトン」と呼ばれ、図2にその一例を挙げた。これらの例によれば、関数fは、第一の排他的論理和演算7、四つのフリップフロップr0からr3と四つの排他的論理和演算8から11を含む4ビットシフトレジスタ、および16×4ビットサイズのメモリ12とから成る。各排他的論理和演算7から11は、二つの入力と一つの出力を有する。各フリップフロップr0からr3は、データの一つの入力、データの二つの出力、および図示されていない一つのクロック入力を有する。メモリ12は、四つの入力、四つの出力、および図示されていない一つのクロック入力を有する。入力引き数e1,e2は、少なくとも第一の秘密鍵Kと第二の値Rを含むが、これらは第一の排他的論理和演算7の入力のうちの一つの入力にある。第一の排他的論理和演算7の出力は、第二の排他的論理和演算8の第一の入力に接続されている。フリップフロップr0,r1,r2およびr3の入力は、排他的論理和演算8から11の出力に接続されている。フリップフロップr0、r1およびr2の第一の出力は、排他的論理和演算9から11の第一の入力に接続されている。フリップフロップr0,r1,r2およびr3の第二の出力は、メモリ12の一つの入力に接続されている。排他的論理和演算8から11の第二の入力は、メモリ12の出力に接続されている。フリップフロップr3の第一の出力は、入力引き数e1,e2に適用された関数fによって計算された証明書Sの値を与えるが、該引き数は少なくとも第一の秘密鍵Kと第二の値Rを含む。電子チップ2またはアプリケーション1の各認証は、入力引き数e1,e2のビット数に等しいクロックビート数に対応し;結果Sのビットは、各クロックビートごとに直列で出力される。
【0023】
第一の鍵Kは、一般的に電子チップ2に個別な方法で割り当てられるが、該鍵は典型的には64から128ビットのワードからなる;このワードはアプリケーション1に知られ、電子チップ2に秘密に保持される5。しかしながら、本方法の特定の実施態様によれば、アプリケーション1は鍵K自体ではなく、マスターと呼ばれる秘密を記憶する。このマスター秘密は、多様化と呼ばれる方法によって、電子チップ2の識別番号iから鍵Kを再構成することを可能にするようなものである。
【0024】
本方法の実施態様を問わず、鍵Kは典型的には、PROM5などの読取り専用メモリ内の電子チップ2に保存される。とくに、電子チップ2がリロード可能な場合、それはリロード可能なプリペイドカードに埋め込まれた電子チップ2の場合であるが、読取り専用メモリ5はEEPROMのように書き込みもできる。
【0025】
第二の鍵K’は、鍵Kと同様に、一定数のビットのワードの形をとる。鍵KとK’は、アドレスの異なる同一メモリ内、あるいは別個の二つのメモリ5,6内の、電子チップ2に記憶され、K’、Kそれぞれのビットの決定は、場合によっては鍵K、K’それぞれに依存することがある。
【0026】
個別化作業の後、電子チップ2は販売され、使用者はアプリケーション1との取引にとりかかることができる。二つの場合が生じ得るが、それは認証がアプリケーション1によって電子チップ2を認証することからなるか、認証が電子チップ2によってアプリケーション1を認証することからなるかに応じている。
【0027】
第一の場合は、図1の概略図に対応する。この場合、アプリケーション1は電子チップ2が真正か否かを決定しようとする;なぜなら、それは電子チップ2のクローンでありうるからである。
【0028】
本方法の第一の過程で、アプリケーション1は変数と呼ばれるワードRを生成する。ワードRは、決定されたビット数を含んでいるが、それはリプレイ攻撃の一切の試みを防止するためであり;典型的には、ビット数は数十ビット程度である。ワードRは乱数生成器または擬乱数生成器によって生成される。特定の実施態様によれば、連続して生成されたワードRは、予測可能な連続する整数の列からなりうる。ワードRは、電子チップ2とアプリケーション1によって実施された証明書Sp,Sの計算のための、入力引き数である。電子チップ2がワードRにアクセスできるように、アプリケーション1は電子チップ2に書き込み13を実施するか、電子チップ2はアプリケーション1にワードRを読みにくる。電子チップ2とアプリケーション1の間の交換は、電子チップ2の個別化の際に設定されたプロトコルに従って実施され;値Rは、例えば、符号化されうる。ワードRは、電子チップ2のバッファメモリ14、ならびにアプリケーション1に一時的に保存される。
【0029】
本方法の第二の過程において、一方のアプリケーション1と、他方の電子チップ2が、それぞれSとSpで示された証明書を計算する15,16。証明書S、Spのそれぞれは、引き数e1,e2のリストに適用された非線形関数fによって実施された計算の結果であり、該引き数は少なくとも変数Rと鍵Kを含む。本方法の特定の実施態様では、引き数e1,e2のリストはさらに、チップの識別番号iまたはチップに含まれるデータDの値、または認証の前にアプリケーションによって生成されチップに書き込まれたデータD’の値、または上記の引き数の組み合わせを含んでいる。
【0030】
第三の過程において、本方法は、少なくとも一対の鍵K’からマスクMを決定すること17,18から成る。マスクMは、典型的には十ビット程度に等しいビットの所定の数mから成る。Mのビット数は、好ましくは証明書Sのビット数と同じであり、証明書Sを完全に隠し、そして証明書Sに一切の情報を開示しないようにする。Mの決定は様々な仕方で行える。第一の実施態様において、Mの決定は鍵K’の連続するmビットを選択し、各認証の後に、選択した第一のビットの列をmだけシフトすることから成る。したがって、第一の認証の際には、マスクMはビットb0,b1,...,bm-1を含み、また次の認証の際には、マスクMはビットbm,bm+1,...,b2m-1を含むが、ここでb0,b1,...,bn-1は鍵K’のビットである。第二の実施態様において、Mの決定は鍵K’のビットの組み合わせの実施から成り;例えば、m0,m1,...,mm-1がMのビット、b0,b1,...,bn-1が鍵K’のビット、そして変数RをnビットR0=r0,0,r0,1,...,r0,n-1のm個のワードに分解できるとき;R1=r1,0,r1,1,...,r1,n-1;Rm-1=rm-1,0,rm-1,1,...,rm-1,n-1であり,したがって、mi=(b0.ri,0+b1.ri,1+...+bn-1.ri,n-1)mod2である。上述した第一の実施態様を一般化した第三の実施態様においては、Mの決定はパラメータcを決定すること、およびcを用いてK’のビットを照合することによって鍵K’のビットのシーケンスを選択することから成る。これには鍵K’をビットのシーケンスの列と見なす必要がある。したがって、m0,m2,...,mm-1がMのビットであり、またK’がmビットのシーケンスの列であるとき、K’は以下の表の形で表すことができる。
【0031】
【表1】
【0032】
また縦列の内容は、mビットK’[i]のワードで表すことができ、ここではi=1からn/mである。これら条件において、MはK’[c]に等しく、ここでcは間隔[l,n/m]に属するパラメータである。第一の実施態様によれば、パラメータcの値はチップに埋め込まれ、そしてチップの認証の都度増分される、カウンタの値によって決定され、そしてアプリケーションは、チップ内の読取りを実施してカウンタの値にアクセスする。第二の実施態様によれば、パラメータcの値は、チップに埋め込まれ、そしてチップの認証の都度増分されるカウンタの値、および、例えば変数Rに同時に依存する。cの値は、値Dまたは値D’あるいはチップの識別番号iにも、依存することがある。
【0033】
本方法の第四の過程において、電子チップ2は、マスクMを用いて計算された17証明書Spの値を隠す19。第一の実施態様において、マスキング19は、暗号化関数を用いて計算される。暗号化関数は、ある値の集合に対して別の値の集合を対応させる鍵によってパラメータ化された全単射関数であり;例えば、関数F:x→x+k(2を法とする)、ここでx=0または1、かつk=0または1であり、暗号化関数として使用できる。暗号化関数は、証明書SpとマスクMの間の排他的論理和演算とみなすことができる。マスキング作業の結果には、隠された証明書Spmの値が与えられ、該値は電子チップ2のバッファメモリ20に一時的に保存される。
【0034】
本方法の第五の過程において、アプリケーション1はバッファメモリ20の読取り21を実施するか、電子チップ2がアプリケーション1に隠された証明書Spmを書き込みにくる。電子チップ2とアプリケーション1の間の交換21は、変数Rの交換のために使用されたものと類似のプロトコルに従って実施することができる。つぎにアプリケーション1は、電子チップ2によって計算された、隠された証明書の値Spmを確認するが、それは該アプリケーション自身が計算した16証明書の値Sとの比較すること22による。比較22を実施するために、アプリケーション1は、隠された値Smを得て、そして図1に示したようにそれを値Spmと比較22するために、該アプリケーション1があらかじめ計算した18マスクMを用いて値Sを隠す23か、あるいはアプリケーションは値Spを得てそれを値Sと比較するために、マスクの逆関数を介入させて値Spmのマスクを外す。
【0035】
本方法の特定の実施態様は、同一の電子チップについて実施できる認証の回数を制限する。この制限は、有利には不正行為者の攻撃に対して電子チップを保護することを可能にするが、該攻撃はアプリケーションによって要求されるものを超える認証回数の観察を利用することから成る。この実施態様によれば、チップはアプリケーションに応じて決定され、かつチップの認証最大数に等しい数Vをメモリに含んでいる。認証作業の際に示されることは、チップが先に認証の数Vを行ったときは、要求された取引が禁止される。すでに実施された認証数を検査するために、チップは典型的には認証作業の都度増分するカウンタを備えている。カウンタが値Vに達したときには、チップ内部のインターロックを始動させて、証明書のあらたな計算の一切の実行を禁止するようにする。チップが計算した証明書の値がないとき、アプリケーションが実施する証明書の確認は失敗し、結果としてアプリケーションはそのチップによる取引を禁止する。
【0036】
図1と2に関して先に説明した本方法のある変形例は、有利には剽窃の特定の試みに対処することができるが、該剽窃はチップによるアプリケーションの認証の助けによって、チップに対するアプリケーションの機能を模倣することから成る。この変形例によれば、アプリケーションが先に実施した作業は、電子チップによってなされ、またその反対にも実施される。したがって、
−アプリケーションの認証の度に、変数と呼ばれる入力ワードRがアプリケーションではなく、電子チップによって生成され、
−マスクMは、アプリケーションの認証の都度、両者によって決定され、
−アプリケーションは、隠された証明書の値だけを電子チップに利用可能にするために、マスクMを用いて証明書とマスクを計算し、
−一方でチップによって、他方でアプリケーションによって計算された証明書の値それぞれの比較作業は、電子チップによって実行される。
【図面の簡単な説明】
【図1】本発明に係る暗号通信方法の概略図である。
【図2】非線形関数fの概略図である。
Claims (20)
- アプリケーション(1)を含んだハードウェア資源である端末とハードウェア資源である電子チップ(2)間の取引における使用者の不正行為に対する保護の暗号通信方法であって、
非線形関数fが、端末内のアプリケーション(1)に知られ、かつ電子チップ(2)内に埋め込まれており、
第一の秘密鍵Kと第二の秘密鍵K’が、電子チップ(2)および端末内のアプリケーション(1)に既に割り当てられ、記憶されており、
該方法が、下記の過程:
−電子チップ(2)の認証の都度、変数と呼ばれる変動する入力ワードRを端末内のアプリケーション(1)によって生成する過程、
−電子チップ(2)と端末内のアプリケーション(1)によって証明書(Sp,S)を計算する(15,16)過程、ここで該証明書(Sp,S)は、少なくとも変数Rと秘密鍵Kを含む引き数(e1,e2)のリストに適用された非線形関数fの結果である、
からなり、さらに以下の過程:
−電子チップ(2)の認証の都度、電子チップ(2)によって、および、端末内のアプリケーション(1)によって、秘密鍵K’の少なくとも一部から計算された、秘密鍵K’とは異なるマスクMを決定(17,18)する過程、
−マスクされた証明書(Spm)の値だけを端末内のアプリケーション(1)に利用可能にするために、電子チップ(2)によって、マスクMを用いて証明書(Sp)の値を隠す(19)過程、
−電子チップ(2)によって計算された証明書の隠された値(Spm)を、端末内のアプリケーション(1)によって確認する過程
からなる方法。 - 電子チップ(2)によって計算された証明書の隠された値(Spm)の、端末内のアプリケーション(1)による確認が、
−電子チップ(2)によって計算された証明書の隠された値(Spm)を、マスクMによってマスクを外し、
−電子チップ(2)によって計算された証明書(Sp)の値を、アプリケーション(1)によって計算された値(S)と比較すること
から成ることを特徴とする、請求項1に記載の方法。 - 電子チップ(2)によって計算された証明書の隠された値(Spm)の、端末内のアプリケーション(1)による確認が、
−端末内のアプリケーション(1)によって、該アプリケーション(1)によって計算された証明書(S)の値を、マスクMによって隠し(23)、そして
−端末内のアプリケーション(1)によって、電子チップ(2)によって計算された証明書(Spm)の隠された値を、該アプリケーション(1)によって計算された証明書(Sm)の隠された値と比較する(22)こと
から成ることを特徴とする、請求項1に記載の方法。 - 変数Rが、端末内のアプリケーション(1)によって生成された乱数から、端末内のアプリケーション(1)によって決定されること、および変数Rが、端末内のアプリケーション(1)によって電子チップ(2)に伝達されることを特徴とする、請求項1に記載の方法。
- 変数Rが、端末内のアプリケーション(1)、および電子チップ(2)によって生成された連続する整数の列から、端末内のアプリケーション(1)によって決定されることを特徴とする、請求項1に記載の方法。
- 端末内のアプリケーション(1)および電子チップ(2)によって計算された証明書(Sp,S)が、少なくとも変数R、秘密鍵K、および電子チップへの内蔵データDを含む引き数(e1,e2)のリストに適用された非線形関数fの結果であることを特徴とする、請求項1に記載の方法。
- 証明書(Sp,S)が、少なくとも変数R、秘密鍵K、および認証の際に端末内のアプリケーション(1)によって電子チップ(2)に提供されたデータD’を含む引き数(e1,e2)のリストに適用された非線形関数の結果であることを特徴とする、請求項1に記載の方法。
- 秘密鍵KとK’が、互いに独立して選択されることを特徴とする、請求項1に記載の方法。
- K’が値K’[i]のシーケンスから成り、およびMが値K’[i]のビットの2を法とする線形結合に等しく、その結合の特性が認証手続きの際に決定されたことを特徴とする、請求項1に記載の方法。
- K’が、値K’[i]のシーケンスから成り、およびMが値K’[i]の中から取られ、かつ認証手続きの際に実施されたパラメータcの選択によって決定された値K’[c]に等しいことを特徴とする、請求項1に記載の方法。
- 電子チップ(2)において、パラメータcの値が、電子チップに含まれ、かつ認証の都度増分されたカウンタの値から少なくとも計算されることを特徴とする、請求項10に記載の方法。
- 電子チップ(2)において、パラメータcの値が、少なくとも、電子チップに含まれ、かつ認証の都度増分されたカウンタの値、および変数Rから計算されることを特徴とする、請求項10に記載の方法。
- マスクMによる証明書Sのマスキングが、暗号化関数(F)を用いて計算されることを特徴とする、請求項1に記載の方法。
- 暗号化関数(F)が、ビット対ビットの排他的論理和演算であることを特徴とする、請求項13に記載の方法。
- 証明書(Sp,S)とマスクMが、同じビット数を有することを特徴とする、請求項1に記載の方法。
- 電子チップ(2)の認証回数が、端末内のアプリケーション(1)によって決定され、かつ電子チップ(2)に書き込まれた最大値Vに制限されることを特徴とする、請求項1に記載の方法。
- 電子チップ(2)が、認証の都度増分されるカウンタを備え、およびカウンタの値が最大値Vに達したとき、電子チップ(2)が一切の認証計算を停止することを特徴とする、請求項16に記載の方法。
- ハードウェア資源である端末内のアプリケーション(1)とハードウェア資源である電子チップ(2)間の取引における使用者の不正行為に対する保護の暗号通信方法であって、
非線形関数fが、端末内のアプリケーション(1)に知られ、かつ電子チップ(2)内に埋め込まれており、
第一の秘密鍵Kと第二の秘密鍵K’が、電子チップ(2)および端末内のアプリケーション(1)に既に割り当てられ、記憶されており、
該方法が、以下の過程:
−端末内のアプリケーション(1)の認証の都度、変数と呼ばれる入力ワードRを電子チップ(2)によって生成し、
−証明書(Sp,S)を、電子チップ(2)と端末内のアプリケーション(1)によって計算する過程、ここで該証明書(Sp,S)は、少なくとも変数Rと秘密鍵Kを含む引き数(e1,e2)のリストに適用された非線形関数fの結果である、
から成り、さらに以下の過程:
−端末内のアプリケーション(1)の認証の都度、電子チップ(2)によって、および、端末内のアプリケーション(1)によって、秘密鍵K’の少なくとも一部から計算された、秘密鍵K’とは異なるマスクMを決定する過程、
−マスクされた証明書(S)の値(Sm)だけを電子チップ(2)に利用可能にするために、端末内のアプリケーション(1)によって、マスクMを用いて証明書(S)の値を隠す過程、
−端末内のアプリケーション(1)によって計算された証明書(S)の隠された値(Sm)を電子チップ(2)によって確認する過程
とから成る方法。 - 変数Rが、電子チップ(2)によって生成された乱数から電子チップ(2)によって決定されること、および変数Rが、電子チップ(2)によって端末内のアプリケーション(1)に伝達されることを特徴とする、請求項18に記載の方法。
- 変数Rが、端末内のアプリケーション(1)および電子チップ(2)によって生成された連続する整数の列から決定されることを特徴とする、請求項18に記載の方法。
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