JP5621907B2 - 共通鍵暗号を用いた認証システム - Google Patents
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Description
共通鍵暗号を用いて第一の装置が第二の装置を認証するシステムについて説明する。実施の形態における説明では、認証を行う側である第一の装置を「親機」、認証される側である第二の装置を「子機」と適宜称して説明する。親機はCPU100と親機認証チップ200を含み、子機は認証チップ300を含むシステムについて、秘密鍵が外部に漏洩しない、生産コストを削減する、通信トポロジをなるべく簡素にするという3つの制約の下で考えられるシステムについて説明する。
図2に示すプロトコルでは、親機と子機の認証チップ間で、秘密鍵Kを事前共有している。これは、チップの製造時に秘密鍵Kの値を書き込むことで実現できる。この値が外部に漏洩しないことがセキュリティ上の重要な前提である。S100で、認証を行う側の親機は、乱数Cを生成し、認証される側の子機に送信する。この乱数Cは、「チャレンジ」と呼ばれる。S110で、子機は、受け取ったチャレンジCに対し、秘密鍵Kによる暗号化処理を実行し出力値R=Enc(C、K)を得る。そして、出力値Rを「レスポンスRQ」として、親機に返信する。ただし、b=Enc(a、K)とは、共通鍵暗号を用いて、平文aを鍵Kにより暗号化した結果が暗号文bであることを表す。S120では、子機からのレスポンスRQを受け取った親機は、子機と同様に、秘密鍵Kによる暗号化処理を実行し出力値R=Enc(C、K)を得て、レスポンスの正解値RP=Rを得る。子機からのレスポンスRQが正解値RP=Rと一致するならば、親機は子機を正当な機器と認定する。チャレンジCに対応した正当なレスポンスRPを生成できるのは、秘密鍵Kを有する場合に限られるので、親機は子機の正当性を確認することができる。
制約1:秘密鍵が外部に漏洩しないこと
制約2:生産コストの制約
制約3:通信トポロジの制約
−親機と子機から構成される。
−親機と子機それぞれに、認証チップまたはCPUが装着される。ただし、親機側には全体の機能管理を行うためのコントローラとしてのCPUが必ず装着される。
−親機と子機に装着された認証チップもしくはCPUが通信を行い、認証プロコトルを実行することで、子機が正規品であるかどうかを親機側が判定する。
−子機が正規品であると親機側が判定した場合、親機側のCPUが子機のリソースを親機のために利用することを許可する。例としては、プリンタカートリッジの場合、親機のプリンタが子機のインク使用を許可すること、医療機器の場合、親機の機器が子機のオプション機器使用を許可することを含む。このように、チャレンジアンドレスポンスプロトコルでは、不正を防ぐためには、鍵の値が外部に漏れないことが前提であり、固定鍵による暗号化、復号処理は、サイドチャンネル攻撃で狙われる可能性がある。
形態1:親機側をCPU100、子機側を認証チップ300により実装する。
形態2:親機側を、認証チップ内蔵型のCPU100’、子機側を認証チップ300により実装する。
形態3:親機側をCPU100と認証チップ200の組み合わせ、子機側を認証チップ300により実装する。
トポロジ1のブリッジ型は、親機側の認証チップから、親機CPUと子機認証チップそれぞれに対し別々に通信線を結ぶ形式である。親機認証チップに2つの通信ポートが必要とされる(同じハードウェア構成である子機認証チップにも2つの通信ポートが必要)ため、低コストに向かない。すなわち、制約3が満たされない。
しかし、これらの制約を満たしても、以下のようなセキュリティ上の問題が発生することがある。
I2Cバス上のデータの盗聴や改ざんが容易である、という性質を利用すると、図5に示した通信トポロジ上で、図2に示したチャレンジアンドレスポンスプロトコルをそのまま実行すると、図6に示されるような状態となる。
しかし、発明者独自の分析により、図6のプロトコルの安全性評価を行った結果、上の2通りの方法に対して異なる攻撃法1、2で、I2Cバス400上の通信データの盗聴・改ざんを利用することで、秘密鍵を知らなくとも偽造品の製造が可能であることが判明した。以下に、図7、8を参照しながら、攻撃法1、2を説明する。
図7は、図6のプロトコルに対して、I2Cバス400上の盗聴を用いた場合の攻撃法である(以下、攻撃法1と呼ぶ)。攻撃対象は、親機の認証チップ200を含む親機、子機の認証チップ300を含む子機の順にレスポンスを生成する場合のプロトコルである。子機の認証チップ300が正規品の場合、CPU100は親機、子機からのレスポンスRP、RQをこの順番で受信し、正規品の判定を行う。これに対し、偽造品である子機の認証チップは、次のように振舞う。偽造認証チップ300’は、I2Cバス400を通じて、親機がCPU100に返信するレスポンスRPを観察し、偽造認証チップ300’の(図示されていない)内部レジスタに格納する。次に、CPUから子機へのチャレンジCが送信されるので、これに対して盗聴により観察されたRPをそのまま子機のレスポンスRQとして返す。こうすることで、CPUは同一のレスポンスを受け取るため、RPとRQが一致し、CPU100は偽造認証チップを正規品と判定してしまう。このように攻撃法1では、偽造認証チップは、I2Cバス上のデータを単純に盗聴すればよいため、秘密鍵の値を知らなくとも攻撃が成功する。
図8は、図6のプロトコルに対して、改ざんを用いた場合の攻撃法である(以下、攻撃法2と呼ぶ)。攻撃対象は、子機、親機の順にレスポンスを生成する場合のプロトコルである。子機の認証チップ300が正規品の場合、CPU100は子機、親機からのレスポンスRQ、RPをこの順番で受信し、正規品の判定を行う。これに対し、偽造品である子機の認証チップ300’は、次のように振舞う。偽造認証チップ300’は、適当な値Xを生成し、CPU100からのチャレンジCに対するレスポンスRQとして返信する。このXはどんな値でも良い。次に、認証チップ300’を含む子機はI2Cバス400上のデータを盗聴し、CPU100から親機の認証チップ200を含む親機へのチャレンジCが入力されたならば、先ほど生成した値Xを親機認証チップ200の代わりに返信する(成りすまし)。この成りすましは、偽造認証チップ側の通信処理タイミングが非常にシビアであるが、原理的には可能である。このタイミング制御のシビアさを攻撃者が回避する手法としては、CPU100と親機の認証チップ200の間の通信線400を切断する方法が挙げられる。親機側の回路の物理改変が必要となるが、この攻撃法2を用いることで、子機によるなり済ましを容易にすることができ、偽造品を正規品と誤認させることができる。
以下では、上記制約1、2、3を満たす形態3をベースにシリアルバス型の接続を行ったシステムであって、認証の安全性が改善されたシステムについて説明する。
図9を参照して、本発明の第1実施形態に従う共通鍵暗号を用いた認証システムを説明する。本実施形態は本発明の基本的実施形態でもある。本実施形態では、制約1、2、3を満たす図6のプロトコルは、上記攻撃法1、攻撃法2に脆弱である、という問題に対し、攻撃法1、2に対しても安全な認証を実現するコンパクトなシステムを実現することができる。
乱数はCPU100に含まれる乱数生成手段で生成されても良い。乱数は整数であることが好ましい。チャレンジCの外部への出力(送信)は乱数送信手段によって行われても良い。レスポンスを受けること(受信)は、レスポンス値受信手段によって行われても良い。さらにCPU100は、親機からのレスポンスRPと子機からのレスポンスRQを比較し、子機が正規品かどうか判定する子機認証手段を含む。
また、各認証チップにおいて、変換関数は外部に対して非公開、即ち不揮発性メモリに記憶されている。従って、高い安全性を得ることができる。
図10から12を参照しながら、本発明の第2実施形態を説明する。
(1)フィードバックシフトレジスタ(LFSR)によるシフト処理を定数ビット分繰り返す
(2)左1ビットのシフト後、2m個の要素を有する拡大ガロア体上GF(2m)上の特性多項式の剰余演算処理を定数ビット分繰り返す(mod)
(3)ハッシュ(Hash)関数
F(X)=LFSR(X、128)、
ただしLFSR(X、1)は、XをLFSR(線形フィードバックシフトレジスタ)処理により1ビットだけシフトした値、が含まれる。
F(X)=X64 mod q(X)、
ただしq(X)は128ビット既約多項式、modは剰余、を表す。
F(X)=SHA1(X)の最下位128ビット、
ただしSHA1(X)はXのSHA−1ハッシュ関数出力、である。
変換手段の差異は、同一関数を繰り返す回数のみに関する差異であるため、認証チップでは関数Fを処理する回路のみ実装すればよく、n+1個の変換手段それぞれに対して異なる回路を実装する必要は無いため、製造コストを低く抑えることができる。
ti>t0の場合:Fti−t0(RP)=RQなら正規品、そうでなければ偽造品と判定され、ti<t0の場合:RP=Ft0−ti(RQ)なら正規品、そうでなければ偽造品と判定される。
バス400は本実施形態ではI2Cバスである。I2Cバスを用いることによって、CPUと認証チップの接続は簡素なものとすることができ、システム全体のコストを抑えることができる。
図13〜15を参照して本実施形態に従う認証システム20を説明する。図13は、本実施形態のシステム20を示す図、図14は、本実施形態に従うシステムのCPU1100で実行される処理のフローチャートを示す図であり、図15は本実施形態に従うシステム20の認証チップ1200、1300_iで実行される処理のフローチャートを示す図である。
(4)パラメータ付XOR加算
(5)パラメータ付剰余演算
(6)パラメータハッシュ演算
(7)パラメータ付LFSR−XOR減算
FS,C(X)=(S||C ||X) mod q(X)、
が含まれる。
変換手段がチャレンジCと、外部から観察できない定数Sの影響を受けるため、変換のバリエーションが大きく増える。これにより、前述の通信データ盗聴を用いた変換手段の解読が攻撃者にとって困難となる。例えば、Sを128ビットパラメータとすることで、攻撃者の総当り総数は2128となり、現実時間内では解読不可能となる。すなわち、本実施形態のシステム20を用いることで、通信データ盗聴による変換手段の解読を用いた攻撃を回避することができる。また、本実施形態に従うシステム20では、攻撃者がCPU1100に対して高度なリバースエンジアリングを行い、関数Fの処理内容を解読した場合にも安全性を確保することができる。
親機の認証チップ1200は、実施形態2の親機の認証チップ200と類似の構成を有しているが、共有値Sを記憶するメモリ1280を含む点が異なっている。
図16〜20を参照して本発明の第4の実施形態に従う認証システム30を説明する。図16は本実施形態に従うシステム30を示す図、図17は本実施形態に従うシステム30で、認証チップ2200(認証チップ0)をCPUに装着する際にCPUで実行される処理のフローチャートを示す図、図18は本実施形態に従うシステム30で、認証チップ2200(認証チップ0)をCPU2100に装着する際に認証チップ2200で実行される処理のフローチャートを示す図、図19は、本実施形態に従うシステム30で、認証チップ2300_i(認証チップi)を含むi番目の子機を認証する際に、CPU2100で実行される処理のフローチャートを示す図、図20は、本実施形態に従うシステム30で、認証チップ2300_i(認証チップi)を含むi番目の子機を認証する際に、認証チップiで実行される処理のフローチャートを示す図である。
(8)パラメータつきXOR
(9)パラメータつき剰余演算
(10)パラメータつきハッシュ演算
(11)パラメータつきLFSR減算
GI(X)=(I||X) mod q(X)
が含まれる。
上記(10)の例としては、
GI(X)=LFSR(I、75)−LFSR(X、33)
が含まれる。
親機の認証チップ2200は、実施形態3の親機の認証チップ1200と類似の構成を有しているが、固有値Iを記憶する不揮発性メモリ2232を含むこと、変換0を行う回路222aとセレクタ223の間に関数GIを用いて変換Gを行う回路2230を含む点が異なっている。変換Gを行う回路2230は、共有値Sを記憶するメモリ2280にも接続されている。
このような構成を用いることによって、高度なリバースエンジニアリングを用いた攻撃すらも回避した安全な認証を実現することができる。また、通信データの盗聴から変換手段を特定することを困難とすることができる。
図21から23を参照して、本発明の第5の実施形態に従うシステム40を説明する。本実施形態は、図10に示されている第2実施形態のシステム10の特別な場合である。即ち、本実施形態では、変換関数はF0(X)=XとF1(X)=SHA−1出力の最下位128ビットの2種である。
親機に認証チップ3200、子機に認証チップ3300が接続されている。チャレンジ、レスポンス、秘密鍵全て128ビットである。関数Fとして、SHA−1出力の最下位128ビットを利用する。関数Fの繰り返し回数は、t0=1、t1=0である。すなわち、CPU100から送信されるチャレンジCに対して、AES暗号化を用いて出力値R=Enc(C、K)を生成し、認証チップのアドレスが親機ならばRP=F(R)を、子機ならばRQ=RをレスポンスとしてCPU100に返信する。RP、RQを受け取ったCPU100は、F(RQ)を計算し、RPと一致するならば子機を正規品と判定し、不一致ならば非正規品と判定する。
図24から26を参照して、本発明の第6の実施形態に従うシステム50を説明する。本実施形態は、図13に示されている第3実施形態のシステム20の特別な場合である。即ち、本実施形態では、子機の認証チップは子機1の認証チップ4300_1と子機2の認証チップ4300_2の2つを含み、レスポンス生成回路324で生成されたレスポンスに作用する関数として、
図25は、本実施形態に従うシステム50のCPU1100で実行される処理のフローチャートを示す図であり、図26は本実施形態に従うシステム50の親機または子機の認証チップ4200、4300_i(i=1、2)で実行される処理のフローチャートを示す図である。
図27から31を参照して、本発明の第7の実施形態に従うシステム60を説明する。本実施形態は、図16に示されている第4実施形態のシステム30の特別な場合である。即ち、本実施形態では、子機の認証チップは子機1の認証チップ5300_1と子機2の認証チップ5300_2の2つを含み、レスポンス生成回路324で生成されたレスポンスに作用する変換関数FS、Cとしてパラメータ付剰余算FS、C(X)=(S||C||X) mod q(X)、変換関数GIとして、
CPU2100は、S2201で、CPU2100内で発生させた乱数、現在時刻、CPUID、シリアル番号などを用いて、CPU固体ごとにユニークな固有値Iを生成する。次にS2202で、固有値Iを親機の認証チップ(認証チップ0)5200に送信する。
Claims (14)
- 第1の認証チップを含む第1の装置を制御するプロセッサにより、第2の認証チップを含む第2の装置を認証する認証方法であって、
乱数を生成し、
前記乱数を前記第1の認証チップおよび前記第2の認証チップに送信し、
前記第1の認証チップに秘密鍵として記憶された整数と、前記乱数に対して暗号化をするための暗号化関数を作用させて生成された出力値に、前記第1の認証チップに設定された値で決まる第1の変換関数を作用させて得られる第1のレスポンス値を前記第1の認証チップから受信し、
前記第2の認証チップに秘密鍵として記憶された前記第1の認証チップに秘密鍵として記憶された前記整数と同じ整数と、前記乱数に対して暗号化をするための暗号化関数を作用させて生成された前記出力値に、前記第2の認証チップに設定された値で決まる第2の変換関数を作用させて得られる第2のレスポンス値を前記第2の認証チップから受信し、
前記第1のレスポンス値に、前記第1の認証チップに設定された値と前記第2の認証チップに設定された値の大きさの差の数で決まる第3の変換関数を作用させて得られる値と前記第2のレスポンス値を比較して、または前記第2のレスポンス値に前記第3の変換関数を作用させて得られる値と前記第1のレスポンス値を比較して、前記第2の装置を認証する、
認証方法。 - 前記第1の認証チップに設定された値で決まる前記第1の変換関数は所定の関数の冪乗であり、その指数は前記第1の認証チップに設定された値で決まる第1の指数であり、前記第2の認証チップに設定された値で決まる第2の変換関数は前記所定の関数の冪乗であり、その指数は前記第2の認証チップに設定された値で決まり前記第1の指数と異なる第2の指数であり、前記第1の認証チップに設定された値と前記第2の認証チップに設定された値の大きさの差の数で決まる前記第3の変換関数は、前記所定の関数の冪乗であり、その指数は、前記第1の指数と前記第2の指数の差の絶対値に等しい第3の指数である、請求項1の方法。
- 前記第1の変換関数は前記第1の認証チップに設定された値と予め前記第2の認証チップと共通に設定された整数である共有値により決定され、前記第2の変換関数は前記第2の認証チップに設定された値と前記共有値により決定される、請求項1又は2に記載の方法。
- 前記第1のレスポンス値は、前記出力値に、前記第1の変換関数に加えて、前記プロセッサに特有の値である固有値で決まる第4の変換関数を作用させて得られる、請求項1乃至3のいずれか一項の方法。
- 前記プロセッサ、前記第1の認証チップ、および前記第2の認証チップは互いの通信のためにシリアルバス接続されており、前記親機認証チップおよび前記子機認証チップは前記通信のためにそれぞれ第1のアドレスおよび第2のアドレスを有し、前記親機認証チップに設定された値および前記子機認証チップに設定された値は、それぞれ前記第1のアドレスおよび前記第2のアドレスから決まる、請求項1乃至4のいずれか一項の方法。
- 第1の装置が第2の装置の認証を行う認証システムであって、
前記第1の装置に含まれ、乱数を生成し、前記乱数を前記第1の装置が含む第1の認証チップと前記第2の装置が含む第2の認証チップとに送信し、前記第1の認証チップと前記第2の認証チップから、前記乱数に対する応答として第1のレスポンス値と第2のレスポンス値とをそれぞれ受信し、前記第1のレスポンス値と前記第2のレスポンス値を用いて前記第2の装置を認証する処理を実行するプロセッサと、
前記乱数を受信する第1の乱数受信手段と、秘密鍵としての整数を記憶する第1の記憶手段と、秘密鍵として記憶された整数および前記乱数に対して暗号化をするための暗号化関数を作用させて出力値を生成する第1の暗号演算手段と、生成された前記出力値に、第1の設定された値で決まる第1の変換関数を作用させて前記第1のレスポンス値を生成する第1のレスポンス値生成手段と、を含み、前記プロセッサに接続されている第1の認証チップと、
前記乱数を受信する第2の乱数受信手段と、秘密鍵としての整数を記憶する第2の記憶手段と、秘密鍵として記憶された整数および前記乱数に対して暗号化をするための暗号化関数を作用させて前記出力値を生成する第2の暗号演算手段と、前記出力値に、第2の設定された値で決まる第2の変換関数を作用させて前記第2のレスポンス値を生成する第2のレスポンス値生成手段と、を含み、少なくとも前記プロセッサに接続されている第2の認証チップと、
を含み、
前記プロセッサは、前記第1のレスポンス値に、前記第1の設定された値と前記第2の設定された値の大きさの差の絶対値で決まる第3の変換関数を作用させて得られる数と前記第2のレスポンス値を比較して、または前記第2のレスポンス値に前記第3の変換関数を作用させて得られる数と前記第1のレスポンス値を比較して、前記子機を認証する処理を実行すること、
を特徴とする認証システム。 - 前記プロセッサと前記第1の認証チップおよび前記第2の認証チップをシリアルバス接続で接続するバスを含む、請求項6の認証システム。
- 前記第1の認証チップおよび前記第2の認証チップは前記プロセッサとの通信のためにそれぞれ第1のアドレスおよび第2のアドレスを有し、前記第1の認証チップに設定された値および前記第2の認証チップに設定された値は、それぞれ前記第1のアドレスおよび前記第2のアドレスから決まる、請求項6又は7に記載の認証システム。
- 前記第1の認証チップに設定された値で決まる前記第1の変換関数は所定の関数の冪乗であり、その指数は前記第1の認証チップに設定された値で決まる第1の指数であり、前記第2の認証チップに設定された値で決まる第2の変換関数は前記所定の関数の冪乗であり、その指数は前記第2の認証チップに設定された値で決まり前記第1の指数と異なる第2の指数である、請求項6乃至8のいずれか一項の認証システム。
- 前記第1の変換関数は前記第1の認証チップに設定された値および予め前記第2の認証チップと共通に設定された整数である共有値で決まり、前記第2の変換関数は前記第2の認証チップに設定された値および前記共有値で決まる、請求項6乃至9のいずれか一項の認証システム。
- 前記第1のレスポンス値は、前記出力値に、前記第1の変換関数に加えて、前記プロセッサに特有の値である固有値で決まる第4の変換関数を作用させて得られる、請求項6乃至10のいずれか一項の認証システム。
- 整数である秘密鍵を記憶するメモリと、
整数を受信する受信手段と、
前記受信手段により受信された整数および前記秘密鍵に暗号化のための暗号化関数を作用させて生成された出力値に、変換関数を作用させて得られるレスポンス値を生成するレスポンス値生成手段と、
前記レスポンス値を送信する送信手段、
を含み、
前記レスポンス値生成手段は、さらに、前記受信手段及び前記送信手段により行われる通信におけるアドレスを記憶するアドレス記憶手段を含み、
前記変換関数は、前記アドレスに基づいて決定される、
認証チップ。 - さらに、
整数である共有値を記憶するメモリを含み、
前記変換関数は前記アドレスおよび前記共有値で決まる、
請求項12に記載の認証チップ。 - 前記認証チップはプロセッサに接続され、
前記レスポンス値は、前記出力値に前記変換関数を作用させ、さらに前記プロセッサに特有の値である固有値で決まる別の変換関数を作用させて得られる、
請求項12又は13に記載の認証チップ。
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