JPH1069222A - Ｉｃカード - Google Patents
ＩｃカードInfo
- Publication number
- JPH1069222A JPH1069222A JP8224971A JP22497196A JPH1069222A JP H1069222 A JPH1069222 A JP H1069222A JP 8224971 A JP8224971 A JP 8224971A JP 22497196 A JP22497196 A JP 22497196A JP H1069222 A JPH1069222 A JP H1069222A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- card
- cpu
- processing
- encryption
- calculation
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Pending
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 コマンドに対する応答情報の送信時より暗号
化処理又は復号化処理に用いた鍵情報の内容を推測され
ることのないＩＣカードを提供する。 【解決手段】 ＣＰＵと、ＣＰＵがアクセス可能なメモ
リとを備え、外部命令に従ってメモリに保存されている
鍵情報を用いてデータの暗号化処理又は復号化処理を行
い、その結果に関する応答情報を外部へ送信するＩＣカ
ードにおいて、暗号化処理又は復号化処理の実行中又は
実行の前後に、鍵情報の内容との相関関係を喪失させる
ように、応答情報の送信時を遅延（Ｓ３１４〜Ｓ３１
６）させる遅延処理を実行する。
化処理又は復号化処理に用いた鍵情報の内容を推測され
ることのないＩＣカードを提供する。 【解決手段】 ＣＰＵと、ＣＰＵがアクセス可能なメモ
リとを備え、外部命令に従ってメモリに保存されている
鍵情報を用いてデータの暗号化処理又は復号化処理を行
い、その結果に関する応答情報を外部へ送信するＩＣカ
ードにおいて、暗号化処理又は復号化処理の実行中又は
実行の前後に、鍵情報の内容との相関関係を喪失させる
ように、応答情報の送信時を遅延（Ｓ３１４〜Ｓ３１
６）させる遅延処理を実行する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、外部からの命令に
従いデータを暗号化又は復号化するＩＣカードに関する
ものである。
従いデータを暗号化又は復号化するＩＣカードに関する
ものである。
【０００２】
【従来の技術】ＩＣカードは、磁気カードに代わる新し
い情報記憶媒体として、近年注目を集めている。特に、
ＣＰＵを内蔵したＩＣカードは、単なる情報記憶媒体と
しての機能だけでなく、情報処理機能をも有し、高度な
セキュリティを実現できることから、高度情報化社会の
種々の分野における利用が期待されている。一般にＩＣ
カードでは、ＥＥＰＲＯＭなどの不揮発性メモリが内蔵
されており、このＥＥＰＲＯＭ内にファイルとして情報
が記憶される。ＥＥＰＲＯＭへのアクセスは、ＩＣカー
ドに外部よりコマンドを与え、そのコマンドを内蔵のＣ
ＰＵが解釈・実行することにより行われる。各ファイル
には、予め所定のアクセス条件が設定されており、ＣＰ
Ｕは、コマンドの引数がアクセス条件を満足している場
合に限りファイルへアクセスする。これによりＩＣカー
ドは、正当な権限を有さない第三者が不正にＥＥＰＲＯ
Ｍのデータを改竄する又は盗むことを防止している。
い情報記憶媒体として、近年注目を集めている。特に、
ＣＰＵを内蔵したＩＣカードは、単なる情報記憶媒体と
しての機能だけでなく、情報処理機能をも有し、高度な
セキュリティを実現できることから、高度情報化社会の
種々の分野における利用が期待されている。一般にＩＣ
カードでは、ＥＥＰＲＯＭなどの不揮発性メモリが内蔵
されており、このＥＥＰＲＯＭ内にファイルとして情報
が記憶される。ＥＥＰＲＯＭへのアクセスは、ＩＣカー
ドに外部よりコマンドを与え、そのコマンドを内蔵のＣ
ＰＵが解釈・実行することにより行われる。各ファイル
には、予め所定のアクセス条件が設定されており、ＣＰ
Ｕは、コマンドの引数がアクセス条件を満足している場
合に限りファイルへアクセスする。これによりＩＣカー
ドは、正当な権限を有さない第三者が不正にＥＥＰＲＯ
Ｍのデータを改竄する又は盗むことを防止している。
【０００３】さらに、ＩＣカードシステムでは、ＩＣカ
ードとリーダ・ライタとの間でデータの送受信を行う場
合は、そのデータを暗号化する。これは、リーダ・ライ
タとＩＣカードとの間の通信信号を第三者が不正に取得
した場合においても、その内容が盗まれることを防止す
るためである。図８は、リーダ・ライタ等の外部機器か
らＩＣカードへの情報の伝達を示す図である。外部機器
は、平文Ａに所定の暗号化処理を加えて暗号文Ｘを取得
し、これをＩＣカードに送信する。ＩＣカードでは、外
部機器が用いた暗号化処理に対応する復号化処理を行う
ことにより暗号文Ｘを復号化する。復号化処理が終了す
ると、ＩＣカードは、処理が終了した旨のレスポンス情
報を編集し、これを外部機器に送信する。また、外部機
器は、レスポンス情報を受信して一連の処理を終了す
る。
ードとリーダ・ライタとの間でデータの送受信を行う場
合は、そのデータを暗号化する。これは、リーダ・ライ
タとＩＣカードとの間の通信信号を第三者が不正に取得
した場合においても、その内容が盗まれることを防止す
るためである。図８は、リーダ・ライタ等の外部機器か
らＩＣカードへの情報の伝達を示す図である。外部機器
は、平文Ａに所定の暗号化処理を加えて暗号文Ｘを取得
し、これをＩＣカードに送信する。ＩＣカードでは、外
部機器が用いた暗号化処理に対応する復号化処理を行う
ことにより暗号文Ｘを復号化する。復号化処理が終了す
ると、ＩＣカードは、処理が終了した旨のレスポンス情
報を編集し、これを外部機器に送信する。また、外部機
器は、レスポンス情報を受信して一連の処理を終了す
る。
【０００４】平文の暗号化は、通常、平文と所定の鍵情
報とを変数とする数式を計算することにより実行され
る。このような暗号化手法として、現在提案されている
代表的なものに、例えばＲ．Ｌ．Ｒｉｖｅｓｔ、Ａ．Ｓ
ｈａｍｉｒ、ａｎｄ Ｌ．Ｍ．Ａｄｌｅｍａｎ．”Ａ
ｍｅｔｈｏｄ ｆｏｒ ｏｂｔａｉｎｉｎｇ ｄｉｇｉ
ｔａｌ ｓｉｇｎａｔｕｒｅｓ ａｎｄ ｐｕｂｌｉｃ
−ｋｅｙ ｃｒｙｐｔｏｓｙｓｔｅｍｓ”（Ｃｏｍｍｕ
ｎｉｃａｔｉｏｎｓ ｏｆ ｔｈｅ ＡＣＭ、Ｖｏｌ．
２１、Ｎｏ．２：ｐｐ．１２０−１２６、Ｆｅｂ．、１
９７８）に論及されているＲＳＡ暗号がある。ＲＳＡ暗
号は、平文を暗号化する際に使用する鍵情報と、暗号文
を復号化する際に使用する鍵情報とが異なる、いわゆる
非対称鍵方式の暗号化方法である。非対称な２種類の鍵
情報のうち、一方はＩＣカードのＥＥＰＲＯＭ等に第三
者に対し秘密に格納される秘密鍵として、他方は第三者
に広く公表される公開鍵として利用される。
報とを変数とする数式を計算することにより実行され
る。このような暗号化手法として、現在提案されている
代表的なものに、例えばＲ．Ｌ．Ｒｉｖｅｓｔ、Ａ．Ｓ
ｈａｍｉｒ、ａｎｄ Ｌ．Ｍ．Ａｄｌｅｍａｎ．”Ａ
ｍｅｔｈｏｄ ｆｏｒ ｏｂｔａｉｎｉｎｇ ｄｉｇｉ
ｔａｌ ｓｉｇｎａｔｕｒｅｓ ａｎｄ ｐｕｂｌｉｃ
−ｋｅｙ ｃｒｙｐｔｏｓｙｓｔｅｍｓ”（Ｃｏｍｍｕ
ｎｉｃａｔｉｏｎｓ ｏｆ ｔｈｅ ＡＣＭ、Ｖｏｌ．
２１、Ｎｏ．２：ｐｐ．１２０−１２６、Ｆｅｂ．、１
９７８）に論及されているＲＳＡ暗号がある。ＲＳＡ暗
号は、平文を暗号化する際に使用する鍵情報と、暗号文
を復号化する際に使用する鍵情報とが異なる、いわゆる
非対称鍵方式の暗号化方法である。非対称な２種類の鍵
情報のうち、一方はＩＣカードのＥＥＰＲＯＭ等に第三
者に対し秘密に格納される秘密鍵として、他方は第三者
に広く公表される公開鍵として利用される。
【０００５】ＲＳＡ暗号の復号化処理は、式「Ａ＝ＸY
（ｍｏｄ Ｎ）」に従い実行される。ここでＡは平文、
Ｘは暗号文、Ｙは秘密鍵、Ｎは公開鍵である。上記式か
ら明らかなように、ＲＳＡ暗号では、べき乗剰余の計算
を行うことにより復号化処理が行われる。したがって、
その計算量は通常非常に大きい。このために、ＲＳＡ暗
号を実行する場合には、通常、べき乗剰余の計算を軽減
するための計算アルゴリズムが利用される。べき乗剰余
の計算量を軽減する計算アルゴリズムとしては、例えば
「べき乗の２進計算法」が知られている（Ｄ．Ｅ．Ｋｎ
ｕｔｈ．Ｔｈｅ Ａｒｔ ｏｆ Ｃｏｍｐｕｔｅｒ Ｐ
ｒｏｇａｒａｍｍｉｎｇ、ｖｏｌｕｍｅ ２、Ｓｅｍｉ
ｎｕｍｅｒｉｃａｌ Ａｌｇｏｒｉｔｈｍｓ．Ａｄｄｉ
ｓｏｎ−Ｗｅｓｌｅｙ、２ｎｄ ｅｄｉｔｉｏｎ、１９
８１、参照）。
（ｍｏｄ Ｎ）」に従い実行される。ここでＡは平文、
Ｘは暗号文、Ｙは秘密鍵、Ｎは公開鍵である。上記式か
ら明らかなように、ＲＳＡ暗号では、べき乗剰余の計算
を行うことにより復号化処理が行われる。したがって、
その計算量は通常非常に大きい。このために、ＲＳＡ暗
号を実行する場合には、通常、べき乗剰余の計算を軽減
するための計算アルゴリズムが利用される。べき乗剰余
の計算量を軽減する計算アルゴリズムとしては、例えば
「べき乗の２進計算法」が知られている（Ｄ．Ｅ．Ｋｎ
ｕｔｈ．Ｔｈｅ Ａｒｔ ｏｆ Ｃｏｍｐｕｔｅｒ Ｐ
ｒｏｇａｒａｍｍｉｎｇ、ｖｏｌｕｍｅ ２、Ｓｅｍｉ
ｎｕｍｅｒｉｃａｌ Ａｌｇｏｒｉｔｈｍｓ．Ａｄｄｉ
ｓｏｎ−Ｗｅｓｌｅｙ、２ｎｄ ｅｄｉｔｉｏｎ、１９
８１、参照）。
【０００６】ＲＳＡ暗号の計算には、この「べきの２進
計算法」を応用し、さらに剰余演算を少ない計算量で行
うことを可能としたＭｏｎｔｇｏｍｅｒｙ法といわれる
計算アルゴリズムが利用される（Ｐ．Ｌ．Ｍｏｎｔｇｏ
ｍｅｒｙ．”ＭｏｄｕｌａｒＭｕｌｔｉｐｌｉｃａｔｉ
ｏｎ ｗｉｔｈｏｕｔ Ｔｒｉａｌ Ｄｉｖｉｓｉｏ
ｎ”、Ｍａｔｈｅｍａｔｉｃｓ ｏｆ Ｃｏｍｐｕｔａ
ｔｉｏｎ、Ｖｏｌ．４４、Ｎｏ．１７０、ｐｐ．５１９
−５２１、Ａｐｒ．、１９８５、参照）。Ｍｏｎｔｇｏ
ｍｅｒｙ法では、図９に示すアルゴリズムにより、べき
乗剰余の計算「Ａ＝ＸY （ｍｏｄ Ｎ）」を実行する。
計算法」を応用し、さらに剰余演算を少ない計算量で行
うことを可能としたＭｏｎｔｇｏｍｅｒｙ法といわれる
計算アルゴリズムが利用される（Ｐ．Ｌ．Ｍｏｎｔｇｏ
ｍｅｒｙ．”ＭｏｄｕｌａｒＭｕｌｔｉｐｌｉｃａｔｉ
ｏｎ ｗｉｔｈｏｕｔ Ｔｒｉａｌ Ｄｉｖｉｓｉｏ
ｎ”、Ｍａｔｈｅｍａｔｉｃｓ ｏｆ Ｃｏｍｐｕｔａ
ｔｉｏｎ、Ｖｏｌ．４４、Ｎｏ．１７０、ｐｐ．５１９
−５２１、Ａｐｒ．、１９８５、参照）。Ｍｏｎｔｇｏ
ｍｅｒｙ法では、図９に示すアルゴリズムにより、べき
乗剰余の計算「Ａ＝ＸY （ｍｏｄ Ｎ）」を実行する。
【０００７】まずＮ、Ｘ、Ｙ及びＲの４つの値が入力さ
れる（Ｓ９０２）。ここでは、Ｘは、Ｎに対し０＜Ｘ＜
Ｎの関係を満たす。また、秘密鍵Ｙは、２進法表示によ
りＹ＝ｅj ｅj-1 ・・・ｅ2 ｅ1 と表現されるものとす
る。ただし、ｅi は第ｉビット目の数値を意味する。Ｒ
は、Ｙのビット数ｊを用いてＲ＝２j と定義される数値
である。次に、入力された数値よりＭｏｎｔｇｏｍｅｒ
ｙ剰余Ａ* 、Ｂ* が求められる（Ｓ９０４）。Ｍｏｎｔ
ｇｏｍｅｒｙ剰余とは、ｎを法とする剰余「ａ（ｍｏｄ
ｎ）」と一対一に対応するように「ａ* ＝ａｒ（ｍｏｄ
ｎ）」と定義される値である。ただし、ｎはｋ−ｂｉ
ｔｓの整数であり、２k-1 ≦ｎ＜２k 、ｒ＝２k 、ｇｃ
ｄ（ｒ、ｎ）＝１、である。
れる（Ｓ９０２）。ここでは、Ｘは、Ｎに対し０＜Ｘ＜
Ｎの関係を満たす。また、秘密鍵Ｙは、２進法表示によ
りＹ＝ｅj ｅj-1 ・・・ｅ2 ｅ1 と表現されるものとす
る。ただし、ｅi は第ｉビット目の数値を意味する。Ｒ
は、Ｙのビット数ｊを用いてＲ＝２j と定義される数値
である。次に、入力された数値よりＭｏｎｔｇｏｍｅｒ
ｙ剰余Ａ* 、Ｂ* が求められる（Ｓ９０４）。Ｍｏｎｔ
ｇｏｍｅｒｙ剰余とは、ｎを法とする剰余「ａ（ｍｏｄ
ｎ）」と一対一に対応するように「ａ* ＝ａｒ（ｍｏｄ
ｎ）」と定義される値である。ただし、ｎはｋ−ｂｉ
ｔｓの整数であり、２k-1 ≦ｎ＜２k 、ｒ＝２k 、ｇｃ
ｄ（ｒ、ｎ）＝１、である。
【０００８】次に指数Ｙの各ビットについてＭｏｎｔｇ
ｏｍｅｒｙ積の計算が行われる（Ｓ９０６〜Ｓ９１
２）。つまり、指数Ｙがｊビットから構成されている場
合には、Ｓ９１０のＭｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積の計算がｊ
回反復して実行される。なお、Ｍｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積
とは、「ＭｏｎＰｒｏ（ａ* 、ｂ* ）＝ａ* ｂ* ｒ
-1（ｍｏｄ ｎ）」と定義される積である。図１０は、
Ｍｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積の処理内容を示す流れ図であ
る。Ｍｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積には、Ｓ１００２及びＳ１
００６の２つの演算処理が含まれてい。Ｓ１００２の演
算処理は、指数Ｙの各ビットについて、それが１である
か０であるかに関わらず必ず行われる。一方、Ｓ１００
６の演算処理は、指数Ｙを構成するビットのうち１であ
るものについてのみ実行される。図９におけるＭｏｎｔ
ｇｏｍｅｒｙ積の反復計算（Ｓ９０６〜Ｓ９１２）が指
数Ｙを構成する全てのビットについて終了すると、次に
Ａ* と１についてのＭｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積が実行され
る（Ｓ９１４）。この結果、暗号文Ｘを復号化した平文
Ａが取得され、一連の復号化処理が終了する。
ｏｍｅｒｙ積の計算が行われる（Ｓ９０６〜Ｓ９１
２）。つまり、指数Ｙがｊビットから構成されている場
合には、Ｓ９１０のＭｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積の計算がｊ
回反復して実行される。なお、Ｍｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積
とは、「ＭｏｎＰｒｏ（ａ* 、ｂ* ）＝ａ* ｂ* ｒ
-1（ｍｏｄ ｎ）」と定義される積である。図１０は、
Ｍｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積の処理内容を示す流れ図であ
る。Ｍｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積には、Ｓ１００２及びＳ１
００６の２つの演算処理が含まれてい。Ｓ１００２の演
算処理は、指数Ｙの各ビットについて、それが１である
か０であるかに関わらず必ず行われる。一方、Ｓ１００
６の演算処理は、指数Ｙを構成するビットのうち１であ
るものについてのみ実行される。図９におけるＭｏｎｔ
ｇｏｍｅｒｙ積の反復計算（Ｓ９０６〜Ｓ９１２）が指
数Ｙを構成する全てのビットについて終了すると、次に
Ａ* と１についてのＭｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積が実行され
る（Ｓ９１４）。この結果、暗号文Ｘを復号化した平文
Ａが取得され、一連の復号化処理が終了する。
【０００９】
【発明が解決しようとする課題】上記に説明したよう
に、従来のＩＣカードの復号化処理では、２進表示され
た指数Ｙの各ビット桁に対して、１が立っているもの
と、１が立っていないものとで処理の内容が異なってい
る。すなわち、図１０における処理において、該当ビッ
トが１ならばＳ１００２及びＳ１００６の２ステップ、
該当ビットが０ならばＳ１００２の１ステップのみの計
算が行われる。したがって、復号化処理に要する時間
は、べき乗の指数に占める１のビット数に依存し、１の
ビット数が多いほど長くなる。
に、従来のＩＣカードの復号化処理では、２進表示され
た指数Ｙの各ビット桁に対して、１が立っているもの
と、１が立っていないものとで処理の内容が異なってい
る。すなわち、図１０における処理において、該当ビッ
トが１ならばＳ１００２及びＳ１００６の２ステップ、
該当ビットが０ならばＳ１００２の１ステップのみの計
算が行われる。したがって、復号化処理に要する時間
は、べき乗の指数に占める１のビット数に依存し、１の
ビット数が多いほど長くなる。
【００１０】このために、第三者は、ＩＣカードに暗号
文の復号化を命じるコマンドを送信してからレスポンス
が返信されるまでの時間より、ＩＣカードが復号化処理
に必要とした時間を求め、さらに求めた時間よりべき乗
剰余計算の指数（秘密鍵）Ｙにおける１のビットと０の
ビットの割合を推定することが可能性であった。つま
り、従来のＩＣカードでは、レスポンスの送信時から秘
密鍵Ｙの内容が解読され、ＩＣカードのセキュリティが
害される恐れがあるという問題があった。
文の復号化を命じるコマンドを送信してからレスポンス
が返信されるまでの時間より、ＩＣカードが復号化処理
に必要とした時間を求め、さらに求めた時間よりべき乗
剰余計算の指数（秘密鍵）Ｙにおける１のビットと０の
ビットの割合を推定することが可能性であった。つま
り、従来のＩＣカードでは、レスポンスの送信時から秘
密鍵Ｙの内容が解読され、ＩＣカードのセキュリティが
害される恐れがあるという問題があった。
【００１１】そこで、本発明の課題は、外部からのコマ
ンドに対する応答情報の送信時より暗号化処理又は復号
化処理に用いた鍵情報の内容を推測されることのないＩ
Ｃカードを提供することである。
ンドに対する応答情報の送信時より暗号化処理又は復号
化処理に用いた鍵情報の内容を推測されることのないＩ
Ｃカードを提供することである。
【００１２】
【課題を解決するための手段】前記課題を解決するため
に、請求項１に係る発明は、ＣＰＵと、前記ＣＰＵがア
クセス可能なメモリとを備え、外部命令に従って前記メ
モリに保存されている鍵情報を用いてデータの暗号化処
理又は復号化処理を行い、その結果に関する応答情報を
外部へ送信するＩＣカードにおいて、前記応答情報の送
信時を遅延させる遅延手段を有し、前記暗号化処理又は
復号化処理の実行中又は実行の前後に前記遅延手段を実
行することにより、前記鍵情報の内容と、前記応答情報
の送信時との相関関係を喪失させることを特徴とする。
に、請求項１に係る発明は、ＣＰＵと、前記ＣＰＵがア
クセス可能なメモリとを備え、外部命令に従って前記メ
モリに保存されている鍵情報を用いてデータの暗号化処
理又は復号化処理を行い、その結果に関する応答情報を
外部へ送信するＩＣカードにおいて、前記応答情報の送
信時を遅延させる遅延手段を有し、前記暗号化処理又は
復号化処理の実行中又は実行の前後に前記遅延手段を実
行することにより、前記鍵情報の内容と、前記応答情報
の送信時との相関関係を喪失させることを特徴とする。
【００１３】請求項２に係る発明は、請求項１に記載の
ＩＣカードにおいて、前記遅延手段は、前記ＣＰＵが無
作為な時間実行する、前記暗号化処理又は復号化処理と
実質的に無関係な演算処理であることを特徴とする。な
お、「実質的に無関係な処理」とは、その処理を行わな
くとも暗号化処理又は復号化処理を正常に実行すること
が可能な処理をいう。また、「無作為な時間実行する」
とは、一定の時間を要する処理を無作為の回数実行する
こと、又は実行のたびに実行時間が無作為に決定される
処理を１回又は２回以上実行すること等をいう。
ＩＣカードにおいて、前記遅延手段は、前記ＣＰＵが無
作為な時間実行する、前記暗号化処理又は復号化処理と
実質的に無関係な演算処理であることを特徴とする。な
お、「実質的に無関係な処理」とは、その処理を行わな
くとも暗号化処理又は復号化処理を正常に実行すること
が可能な処理をいう。また、「無作為な時間実行する」
とは、一定の時間を要する処理を無作為の回数実行する
こと、又は実行のたびに実行時間が無作為に決定される
処理を１回又は２回以上実行すること等をいう。
【００１４】請求項３に係る発明は、請求項１に記載の
ＩＣカードにおいて、所定時間の経過を通知する計時手
段を有し、前記遅延手段は、前記ＣＰＵが前記計時手段
から前記通知があるまで前記暗号化処理又は復号化処理
の開始又は続行を中断することであることを特徴とす
る。請求項４に係る発明は、請求項１から請求項３まで
のいずれか１項に記載のＩＣカードにおいて、前記遅延
手段は、前記鍵情報のビット構成によらず、前記暗号化
処理又は復号化処理に要する時間を一定とすることを特
徴とする。
ＩＣカードにおいて、所定時間の経過を通知する計時手
段を有し、前記遅延手段は、前記ＣＰＵが前記計時手段
から前記通知があるまで前記暗号化処理又は復号化処理
の開始又は続行を中断することであることを特徴とす
る。請求項４に係る発明は、請求項１から請求項３まで
のいずれか１項に記載のＩＣカードにおいて、前記遅延
手段は、前記鍵情報のビット構成によらず、前記暗号化
処理又は復号化処理に要する時間を一定とすることを特
徴とする。
【００１５】
【発明の実施の形態】以下、図面等を参照して、本発明
に係る実施形態について、さらに詳しく説明する。 （第１実施形態）本発明に係る第１実施形態は、非対称
鍵方式の暗号化方法であるＲＳＡを利用して平文の暗号
化、又は暗号文の復号化を行うことが可能なＩＣカード
である。本実施形態において、ＲＳＡによる暗号化処理
又は復号化処理は、図９に示したＭｏｎｔｇｏｍｅｒｙ
法による計算アルゴリズムに従い行われる。図１は、本
実施形態に係るＩＣカードの構成を示す図である。図１
に示されるように、ＩＣカード１０は、読み出し専用メ
モリであるＲＯＭ１２、揮発性メモリであるＲＡＭ１
４、随時書換え可能な不揮発性メモリであるＥＥＰＲＯ
Ｍ１６、これらのメモリにアクセスするＣＰＵ１８、及
びタイマーモジュール２０を備えている。なお、タイマ
ーモジュールとは、ＣＰＵ１８の動作とは独立に動作
し、指示された時間が経過するとＣＰＵ１８に対して割
り込みをかけて通知する計時装置である。
に係る実施形態について、さらに詳しく説明する。 （第１実施形態）本発明に係る第１実施形態は、非対称
鍵方式の暗号化方法であるＲＳＡを利用して平文の暗号
化、又は暗号文の復号化を行うことが可能なＩＣカード
である。本実施形態において、ＲＳＡによる暗号化処理
又は復号化処理は、図９に示したＭｏｎｔｇｏｍｅｒｙ
法による計算アルゴリズムに従い行われる。図１は、本
実施形態に係るＩＣカードの構成を示す図である。図１
に示されるように、ＩＣカード１０は、読み出し専用メ
モリであるＲＯＭ１２、揮発性メモリであるＲＡＭ１
４、随時書換え可能な不揮発性メモリであるＥＥＰＲＯ
Ｍ１６、これらのメモリにアクセスするＣＰＵ１８、及
びタイマーモジュール２０を備えている。なお、タイマ
ーモジュールとは、ＣＰＵ１８の動作とは独立に動作
し、指示された時間が経過するとＣＰＵ１８に対して割
り込みをかけて通知する計時装置である。
【００１６】また、ＩＣカード１０は、リーダ・ライタ
（不図示）と電気信号等の授受を行うためのＩ／Ｏライ
ンを備えている。ＩＣカードをリーダ・ライタに挿入す
ると、リーダ・ライタの接点がこのＩ／Ｏラインと接続
され、電気信号の授受が行われる。ＣＰＵ１８は、上記
Ｉ／Ｏラインを介してコマンドを付与される。コマンド
とは、リーダ／ライタからＩＣカードへ送られる情報で
あって、ＩＣカードに所定の動作させるためのものをい
う。ＣＰＵ１８は、コマンドを付与されると、ＲＯＭ１
２又はＥＥＰＲＯＭ１６に格納されているプログラムを
実行することによりそのコマンドを処理する。
（不図示）と電気信号等の授受を行うためのＩ／Ｏライ
ンを備えている。ＩＣカードをリーダ・ライタに挿入す
ると、リーダ・ライタの接点がこのＩ／Ｏラインと接続
され、電気信号の授受が行われる。ＣＰＵ１８は、上記
Ｉ／Ｏラインを介してコマンドを付与される。コマンド
とは、リーダ／ライタからＩＣカードへ送られる情報で
あって、ＩＣカードに所定の動作させるためのものをい
う。ＣＰＵ１８は、コマンドを付与されると、ＲＯＭ１
２又はＥＥＰＲＯＭ１６に格納されているプログラムを
実行することによりそのコマンドを処理する。
【００１７】図２は、本実施形態で使用されるコマンド
の一つであるＲＳＡ＿ＣＡＬＣコマンドのフォーマット
を示す図である。ＲＳＡ＿ＣＡＬＣコマンドは、ＩＣカ
ード１０に暗号文を復号化させ、その結果取得された平
文をレスポンスとして返信させるコマンドである。ＲＳ
Ａ＿ＣＡＬＣコマンドの最初の５バイトは、それぞれコ
マンドのクラスを示すＣＬＡ、種別を示すＩＮＳ、コマ
ンドのパラメータＰ１、Ｐ２、及び後に続くＤＡＴＡの
長さ（バイト数）を示すＬＣである。第６バイト目以降
のＤＡＴＡは、復号化されるべき暗号文Ｘである。ま
た、ＤＡＴＡの後に続く１バイトのデータＬＥは、レス
ポンスの期待値である。本実施形態では、暗号化又は復
号化されたデータを最大２５６長バイトを限度として全
てレスポンスとして返信するよう、ＬＥの値を設定して
いる。
の一つであるＲＳＡ＿ＣＡＬＣコマンドのフォーマット
を示す図である。ＲＳＡ＿ＣＡＬＣコマンドは、ＩＣカ
ード１０に暗号文を復号化させ、その結果取得された平
文をレスポンスとして返信させるコマンドである。ＲＳ
Ａ＿ＣＡＬＣコマンドの最初の５バイトは、それぞれコ
マンドのクラスを示すＣＬＡ、種別を示すＩＮＳ、コマ
ンドのパラメータＰ１、Ｐ２、及び後に続くＤＡＴＡの
長さ（バイト数）を示すＬＣである。第６バイト目以降
のＤＡＴＡは、復号化されるべき暗号文Ｘである。ま
た、ＤＡＴＡの後に続く１バイトのデータＬＥは、レス
ポンスの期待値である。本実施形態では、暗号化又は復
号化されたデータを最大２５６長バイトを限度として全
てレスポンスとして返信するよう、ＬＥの値を設定して
いる。
【００１８】図３は、ＲＳＡ＿ＣＡＬＣコマンドを実行
するときのＩＣカード１０の動作を示す流れ図である。
ＲＳＡ＿ＣＡＬＣコマンドが受信されると、まず、ＲＳ
Ａ＿ＣＡＬＣのＤＡＴＡより暗号文Ｘが取得され、ま
た、ＥＥＰＲＯＭの所定アドレスに保存されている公開
鍵Ｎ、秘密鍵Ｙ、及び定数Ｒが読み出される（Ｓ３０
２）。次に、取得された上記数値よりＭｏｎｔｇｏｍｅ
ｒｙ剰余Ａ* 及びＢ* が算出される（Ｓ３０４）。さら
に、カウンターｉが２進表示された秘密鍵Ｙの桁数（ビ
ット数）ｊにセットされる（Ｓ３０６）。次に、カウン
ターｉが０より大であるかが判断される（Ｓ３０８）。
するときのＩＣカード１０の動作を示す流れ図である。
ＲＳＡ＿ＣＡＬＣコマンドが受信されると、まず、ＲＳ
Ａ＿ＣＡＬＣのＤＡＴＡより暗号文Ｘが取得され、ま
た、ＥＥＰＲＯＭの所定アドレスに保存されている公開
鍵Ｎ、秘密鍵Ｙ、及び定数Ｒが読み出される（Ｓ３０
２）。次に、取得された上記数値よりＭｏｎｔｇｏｍｅ
ｒｙ剰余Ａ* 及びＢ* が算出される（Ｓ３０４）。さら
に、カウンターｉが２進表示された秘密鍵Ｙの桁数（ビ
ット数）ｊにセットされる（Ｓ３０６）。次に、カウン
ターｉが０より大であるかが判断される（Ｓ３０８）。
【００１９】Ｓ３０８の判断の結果、カウンターｉが０
より大であると、秘密鍵Ｙを構成するビットのうち、ま
だＭｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積の計算を行っていないビット
が存在することが意味される。この場合にＣＰＵ１８
は、そのときにカウンターｉが示す桁のビットについて
Ｍｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積の計算を実行する（Ｓ３１
０）。Ｓ３１０では、図９のＳ９１０で説明したのと同
一の処理が行われる。また、ＣＰＵ１８は、Ｓ３１０の
処理を開始すると同時に、所定時間を指定してタイマー
モジュール２０を呼び出す（Ｓ３１２）。ここで所定時
間とは、１が立っているビットについてＳ３１０のＭｏ
ｎｔｇｏｍｅｒｙ積を実行するのに要する時間と等しい
時間又はこれを越える時間をいう。これにより、ＣＰＵ
１８がＳ３１０の処理を実行するのと平行して、タイマ
ーモジュール２０が所定時間のカウントを行う。
より大であると、秘密鍵Ｙを構成するビットのうち、ま
だＭｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積の計算を行っていないビット
が存在することが意味される。この場合にＣＰＵ１８
は、そのときにカウンターｉが示す桁のビットについて
Ｍｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積の計算を実行する（Ｓ３１
０）。Ｓ３１０では、図９のＳ９１０で説明したのと同
一の処理が行われる。また、ＣＰＵ１８は、Ｓ３１０の
処理を開始すると同時に、所定時間を指定してタイマー
モジュール２０を呼び出す（Ｓ３１２）。ここで所定時
間とは、１が立っているビットについてＳ３１０のＭｏ
ｎｔｇｏｍｅｒｙ積を実行するのに要する時間と等しい
時間又はこれを越える時間をいう。これにより、ＣＰＵ
１８がＳ３１０の処理を実行するのと平行して、タイマ
ーモジュール２０が所定時間のカウントを行う。
【００２０】ＣＰＵ１８は、Ｓ３１０における処理を終
了した後は、タイマーモジュール２０からの割り込みが
あるまで待機する（Ｓ３１４）。割り込みがあると、Ｃ
ＰＵ１８は、カウンターｉを１だけデクリメントし（Ｓ
３１６）、その後Ｓ３０８からＳ３１６までの処理を繰
り返す。一方Ｓ３０８において、カウンターｉが「ｉ＞
０」という条件を満たさない場合には、秘密鍵Ｙを構成
するビットの全てについてＭｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積の計
算がなされたことが意味される。この場合にＣＰＵ１８
は、次にＳ３１８に示すＡ* と１についてのＭｏｎｔｇ
ｏｍｅｒｙ積の計算を実行し、平文Ａを取得する。さら
に、ＣＰＵ１８は、ＲＳＡ＿ＣＡＬＣコマンドが正常に
処理された旨のレスポンス情報を編集し、これをリーダ
・ライタに送信する（Ｓ３２０）。
了した後は、タイマーモジュール２０からの割り込みが
あるまで待機する（Ｓ３１４）。割り込みがあると、Ｃ
ＰＵ１８は、カウンターｉを１だけデクリメントし（Ｓ
３１６）、その後Ｓ３０８からＳ３１６までの処理を繰
り返す。一方Ｓ３０８において、カウンターｉが「ｉ＞
０」という条件を満たさない場合には、秘密鍵Ｙを構成
するビットの全てについてＭｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積の計
算がなされたことが意味される。この場合にＣＰＵ１８
は、次にＳ３１８に示すＡ* と１についてのＭｏｎｔｇ
ｏｍｅｒｙ積の計算を実行し、平文Ａを取得する。さら
に、ＣＰＵ１８は、ＲＳＡ＿ＣＡＬＣコマンドが正常に
処理された旨のレスポンス情報を編集し、これをリーダ
・ライタに送信する（Ｓ３２０）。
【００２１】以上説明したように、本実施形態のＩＣカ
ードでは、暗号文の復号化処理を行うべく、Ｓ３１０の
Ｍｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積を実行する場合には、同時にタ
イマーモジュールを呼び出すことにより一定の時間を計
測し、その一定時間が経過するまでは、たとえＭｏｎｔ
ｇｏｍｅｒｙ積の計算が終了している場合であっても、
次の処理を実行しないこととしている。これにより、本
実施形態では、復号化処理の計算時間は、秘密鍵Ｙのビ
ット構成によらず常に一定となり、また、ＩＣカード１
０がＲＳＡ＿ＣＡＬＣコマンドを受信してからレスポン
スを返信するまでの時間も秘密鍵の内容によらず一定と
なる。よって、本実施形態では、レスポンスが送信され
る時より、秘密鍵のビット構成が推定されることはな
く、極めてセキュリティーの高いＩＣカードを提供する
ことが可能となっている。
ードでは、暗号文の復号化処理を行うべく、Ｓ３１０の
Ｍｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積を実行する場合には、同時にタ
イマーモジュールを呼び出すことにより一定の時間を計
測し、その一定時間が経過するまでは、たとえＭｏｎｔ
ｇｏｍｅｒｙ積の計算が終了している場合であっても、
次の処理を実行しないこととしている。これにより、本
実施形態では、復号化処理の計算時間は、秘密鍵Ｙのビ
ット構成によらず常に一定となり、また、ＩＣカード１
０がＲＳＡ＿ＣＡＬＣコマンドを受信してからレスポン
スを返信するまでの時間も秘密鍵の内容によらず一定と
なる。よって、本実施形態では、レスポンスが送信され
る時より、秘密鍵のビット構成が推定されることはな
く、極めてセキュリティーの高いＩＣカードを提供する
ことが可能となっている。
【００２２】（第２実施形態）次に、本発明に係る第２
実施形態について説明する。なお、以下の説明におい
て、第１実施形態と同様な機能を果たす部分には、同一
の符号を付し、重複する説明を適宜省略する。図４は、
本実施形態のＩＣカード３０の構成を示す図である。Ｉ
Ｃカード３０は、タイマーモジュール２０を有さず、コ
プロセッサー３２を有し、Ｍｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積の計
算をこのコプロセッサー３２に実行させる点において第
１実施形態のＩＣカード１０と異なっている。また、Ｉ
Ｃカード３０は、ＩＣカード１０と同様にリーダ・ライ
タからＲＳＡ＿ＣＡＬＣコマンドを送信されることによ
り暗号文Ｘを復号化し、コマンド処理が終了するとその
旨のレスポンスをリーダ・ライタに送信する。復号化処
理は、第１実施形態と同様にＲＳＡ暗号に基づき行わ
れ、ＲＳＡ暗号の計算はＭｏｎｔｇｏｍｅｒｙ法のアル
ゴリズムに従い実行される。
実施形態について説明する。なお、以下の説明におい
て、第１実施形態と同様な機能を果たす部分には、同一
の符号を付し、重複する説明を適宜省略する。図４は、
本実施形態のＩＣカード３０の構成を示す図である。Ｉ
Ｃカード３０は、タイマーモジュール２０を有さず、コ
プロセッサー３２を有し、Ｍｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積の計
算をこのコプロセッサー３２に実行させる点において第
１実施形態のＩＣカード１０と異なっている。また、Ｉ
Ｃカード３０は、ＩＣカード１０と同様にリーダ・ライ
タからＲＳＡ＿ＣＡＬＣコマンドを送信されることによ
り暗号文Ｘを復号化し、コマンド処理が終了するとその
旨のレスポンスをリーダ・ライタに送信する。復号化処
理は、第１実施形態と同様にＲＳＡ暗号に基づき行わ
れ、ＲＳＡ暗号の計算はＭｏｎｔｇｏｍｅｒｙ法のアル
ゴリズムに従い実行される。
【００２３】図５は、ＲＳＡ＿ＣＡＬＣコマンドを実行
するときのＩＣカード３０の動作を示す流れ図である。
図５中、Ｓ５０２からＳ５０８までは、図３のＳ３０２
からＳ３０８までの内容と同一であり、ＩＣカード３０
とＩＣカード１０との間に動作の相違はない。Ｓ５０８
においてカウンターｉが「ｉ＞０」の条件を満たすと、
ＣＰＵ１８は、コプロセッサー３２にＡ* 、Ｂ* 、Ｎ及
びＲの値と、秘密鍵Ｙの該当ビットの値とを引き渡す。
Ａ* 等の値の引渡しを受けたコプロセッサー３２は、図
１０に示したＭｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積の計算を実行す
る。本実施形態は、このようにＭｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積
の計算をコプロセッサーに実行させることにより、復号
化処理をより高速に行うことを可能としている。
するときのＩＣカード３０の動作を示す流れ図である。
図５中、Ｓ５０２からＳ５０８までは、図３のＳ３０２
からＳ３０８までの内容と同一であり、ＩＣカード３０
とＩＣカード１０との間に動作の相違はない。Ｓ５０８
においてカウンターｉが「ｉ＞０」の条件を満たすと、
ＣＰＵ１８は、コプロセッサー３２にＡ* 、Ｂ* 、Ｎ及
びＲの値と、秘密鍵Ｙの該当ビットの値とを引き渡す。
Ａ* 等の値の引渡しを受けたコプロセッサー３２は、図
１０に示したＭｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積の計算を実行す
る。本実施形態は、このようにＭｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積
の計算をコプロセッサーに実行させることにより、復号
化処理をより高速に行うことを可能としている。
【００２４】一方、コプロセッサー３２がＭｏｎｔｇｏ
ｍｅｒｙ積の計算を行っている間に、ＣＰＵ１８は、復
号化処理とは無関係な内容のループ計算を所定回数行う
（Ｓ５１２）。ここで所定回数とは、ＣＰＵ１８がＳ５
１２の処理に要する時間が、コプロセッサ３２がＳ５１
０の処理に要する最大の時間と等しく又はそれ以上とな
るために十分な回数をいう。Ｓ５１２のループ計算を終
了すると、ＣＰＵ１８はカウンターｉを１だけデクリメ
ントし、その後Ｓ５０８からＳ５１４の処理を繰り返
す。Ｓ５０８からＳ５１４までの処理の繰り返しは、Ｓ
５０８において「ｉ＞０」の条件が満たされなくなるま
で、すなわち、秘密鍵Ｙを構成する全てのビットについ
てＳ５１０の処理が行われるまで継続される。一方、Ｓ
５０８において「ｉ＞０」の条件が満たされなくなった
場合は、図３のＳ３１８、Ｓ３２０と同じ処理が実行さ
れ（Ｓ５１６、Ｓ５１８）、一連の復号化処理が終了さ
れる。
ｍｅｒｙ積の計算を行っている間に、ＣＰＵ１８は、復
号化処理とは無関係な内容のループ計算を所定回数行う
（Ｓ５１２）。ここで所定回数とは、ＣＰＵ１８がＳ５
１２の処理に要する時間が、コプロセッサ３２がＳ５１
０の処理に要する最大の時間と等しく又はそれ以上とな
るために十分な回数をいう。Ｓ５１２のループ計算を終
了すると、ＣＰＵ１８はカウンターｉを１だけデクリメ
ントし、その後Ｓ５０８からＳ５１４の処理を繰り返
す。Ｓ５０８からＳ５１４までの処理の繰り返しは、Ｓ
５０８において「ｉ＞０」の条件が満たされなくなるま
で、すなわち、秘密鍵Ｙを構成する全てのビットについ
てＳ５１０の処理が行われるまで継続される。一方、Ｓ
５０８において「ｉ＞０」の条件が満たされなくなった
場合は、図３のＳ３１８、Ｓ３２０と同じ処理が実行さ
れ（Ｓ５１６、Ｓ５１８）、一連の復号化処理が終了さ
れる。
【００２５】（第３実施形態）次に、本発明に係る第３
実施形態について説明する。図６は、本実施形態のＩＣ
カード４０の構成を示す図である。ＩＣカード４０は、
タイマーモジュール２０もコプロセッサー３２も有さな
い点において第１実施形態のＩＣカード１０、及び第２
実施形態のＩＣカード３０と異なるものである。
実施形態について説明する。図６は、本実施形態のＩＣ
カード４０の構成を示す図である。ＩＣカード４０は、
タイマーモジュール２０もコプロセッサー３２も有さな
い点において第１実施形態のＩＣカード１０、及び第２
実施形態のＩＣカード３０と異なるものである。
【００２６】図７は、ＲＳＡ＿ＣＡＬＣコマンドを実行
するときのＩＣカード４０の動作を示す流れ図である。
ＲＳＡ＿ＣＡＬＣコマンドを実行する場合のＩＣカード
４０の動作は、Ｓ７０２からＳ７０８までは図３に示し
たＩＣカード１０の動作Ｓ３０２からＳ７０８までの動
作と同一である。Ｓ７０８においてカウンターｉが「ｉ
＞０」の条件を満たすと、ＣＰＵ１８は、図１０に示し
たＭｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積の計算を実行する（Ｓ７１
０）。Ｍｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積の計算が終了すると、Ｃ
ＰＵ１８は乱数を発生させ（Ｓ７１２）、取得した乱数
に対応する回数だけ所定のループ計算を実行する（Ｓ７
１４）。所定のループ計算とは、図５のＳ５１２におけ
るループ計算と同様に、復号化処理とは無関係な内容の
計算である。
するときのＩＣカード４０の動作を示す流れ図である。
ＲＳＡ＿ＣＡＬＣコマンドを実行する場合のＩＣカード
４０の動作は、Ｓ７０２からＳ７０８までは図３に示し
たＩＣカード１０の動作Ｓ３０２からＳ７０８までの動
作と同一である。Ｓ７０８においてカウンターｉが「ｉ
＞０」の条件を満たすと、ＣＰＵ１８は、図１０に示し
たＭｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積の計算を実行する（Ｓ７１
０）。Ｍｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積の計算が終了すると、Ｃ
ＰＵ１８は乱数を発生させ（Ｓ７１２）、取得した乱数
に対応する回数だけ所定のループ計算を実行する（Ｓ７
１４）。所定のループ計算とは、図５のＳ５１２におけ
るループ計算と同様に、復号化処理とは無関係な内容の
計算である。
【００２７】Ｓ７１４のループ計算を終了すると、ＣＰ
Ｕ１８はカウンターｉを１だけデクリメントし、その
後、秘密鍵Ｙを構成する全てのビットについてＭｏｎｔ
ｇｏｍｅｒｙ積の計算が行われるまでＳ７０８からＳ７
１６までの処理を継続する。さらにＳ７０８からＳ７１
４までの処理が全て終了すると、図３のＳ３１８、Ｓ３
２０と同じ処理が実行され（Ｓ７１８、Ｓ７２０）、一
連の復号化処理が終了される。
Ｕ１８はカウンターｉを１だけデクリメントし、その
後、秘密鍵Ｙを構成する全てのビットについてＭｏｎｔ
ｇｏｍｅｒｙ積の計算が行われるまでＳ７０８からＳ７
１６までの処理を継続する。さらにＳ７０８からＳ７１
４までの処理が全て終了すると、図３のＳ３１８、Ｓ３
２０と同じ処理が実行され（Ｓ７１８、Ｓ７２０）、一
連の復号化処理が終了される。
【００２８】以上説明したように、本実施形態では、Ｓ
７１０におけるＭｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積の計算の後にル
ープ計算を実行する。このために復号化処理の終了時、
及びＳ７２０におけるレスポンスの送信時は、ループ計
算を行った時間分だけ遅延する。しかも、ループ計算を
実行する回数は乱数により無作為に決定されるために、
遅延する時間の長さは不確定である。したがって、本実
施形態では、レスポンスが送信される時と、Ｓ７１０に
おいて行われるＭｏｎｔｏｇｏｍｅｒｙ積の計算時間と
の間に相関がなく、第三者がレスポンスが送信される時
を観測することにより、秘密鍵Ｙのビット構成を予測す
ることが不可能となっている。
７１０におけるＭｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積の計算の後にル
ープ計算を実行する。このために復号化処理の終了時、
及びＳ７２０におけるレスポンスの送信時は、ループ計
算を行った時間分だけ遅延する。しかも、ループ計算を
実行する回数は乱数により無作為に決定されるために、
遅延する時間の長さは不確定である。したがって、本実
施形態では、レスポンスが送信される時と、Ｓ７１０に
おいて行われるＭｏｎｔｏｇｏｍｅｒｙ積の計算時間と
の間に相関がなく、第三者がレスポンスが送信される時
を観測することにより、秘密鍵Ｙのビット構成を予測す
ることが不可能となっている。
【００２９】（その他の実施形態）なお、本発明は、上
記実施形態に限定されるものではない。上記実施形態
は、例示であり、本発明の特許請求の範囲に記載された
技術的思想と実質的に同一な構成を有し、同様な作用効
果を奏するものは、いかなるものであっても本発明の技
術的範囲に包含される。
記実施形態に限定されるものではない。上記実施形態
は、例示であり、本発明の特許請求の範囲に記載された
技術的思想と実質的に同一な構成を有し、同様な作用効
果を奏するものは、いかなるものであっても本発明の技
術的範囲に包含される。
【００３０】例えば、上記実施形態においては、ＩＣカ
ードに外部から暗号文を与え、これを復号化させる場合
を例に説明をしたが、これは、ＩＣカードに外部から平
文を与え、その平文を暗号化させることであってもよ
い。また、上記実施形態では、ＲＳＡ暗号を使用するＩ
Ｃカードについて説明したが、これは、本発明の技術的
範囲をなんら限定する意味のものではない。本実施形態
の技術的思想は、鍵情報を用いて暗号化又は復号化処理
を行うＩＣカードであって、その暗号化又は復号化処理
に要する時間が鍵情報のビット構成に依存するものに広
く適用可能である。さらに、上記実施形態では、復号化
処理の実行中又は実行後に復号化処理の終了時及びレス
ポンス信号の送信時を遅延させるための処理を行ってい
るが、この種の遅延処理は、復号化処理の実行前に実行
することであってもよい。
ードに外部から暗号文を与え、これを復号化させる場合
を例に説明をしたが、これは、ＩＣカードに外部から平
文を与え、その平文を暗号化させることであってもよ
い。また、上記実施形態では、ＲＳＡ暗号を使用するＩ
Ｃカードについて説明したが、これは、本発明の技術的
範囲をなんら限定する意味のものではない。本実施形態
の技術的思想は、鍵情報を用いて暗号化又は復号化処理
を行うＩＣカードであって、その暗号化又は復号化処理
に要する時間が鍵情報のビット構成に依存するものに広
く適用可能である。さらに、上記実施形態では、復号化
処理の実行中又は実行後に復号化処理の終了時及びレス
ポンス信号の送信時を遅延させるための処理を行ってい
るが、この種の遅延処理は、復号化処理の実行前に実行
することであってもよい。
【００３１】
【発明の効果】以上詳しく説明したように、本発明によ
れば、応答情報の送信時は、鍵情報の内容と相関関係を
有さないので、第三者により鍵情報の内容が推測され、
ＩＣカードのセキュリティが害される恐れがない。
れば、応答情報の送信時は、鍵情報の内容と相関関係を
有さないので、第三者により鍵情報の内容が推測され、
ＩＣカードのセキュリティが害される恐れがない。
【図１】本発明の第１実施形態であるＩＣカード１０の
構成を示す図である。
構成を示す図である。
【図２】ＲＳＡ＿ＣＡＬＣコマンドのフォーマットを示
す図である。
す図である。
【図３】ＲＳＡ＿ＣＡＬＣコマンドを実行するときのＩ
Ｃカード１０の動作を示す流れ図である。
Ｃカード１０の動作を示す流れ図である。
【図４】本発明の第２実施形態であるＩＣカード３０の
構成を示す図である。
構成を示す図である。
【図５】ＲＳＡ＿ＣＡＬＣコマンドを実行するときのＩ
Ｃカード３０の動作を示す流れ図である。
Ｃカード３０の動作を示す流れ図である。
【図６】本発明の第３実施形態であるＩＣカード４０の
構成を示す図である。
構成を示す図である。
【図７】ＲＳＡ＿ＣＡＬＣコマンドを実行するときのＩ
Ｃカード４０の動作を示す流れ図である。
Ｃカード４０の動作を示す流れ図である。
【図８】リーダ・ライタ等の外部機器からＩＣカードに
情報を伝達する時の様子を示す説明図である。
情報を伝達する時の様子を示す説明図である。
【図９】Ｍｏｎｔｇｏｍｅｒｙ法によるべき乗剰余の計
算のアルゴリズムを示す図である。
算のアルゴリズムを示す図である。
【図１０】Ｍｏｎｔｇｏｍｅｒｙ積の処理内容を示す流
れ図である。
れ図である。
１０ ＩＣカード １２ ＲＯＭ １４ ＲＡＭ １６ ＥＥＰＲＯＭ １８ ＣＰＵ ２０ タイマーモジュール ３２ コプロセッサー
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.6 識別記号 庁内整理番号 ＦＩ 技術表示箇所 Ｈ０４Ｌ 9/08 Ｈ０４Ｌ 9/00 ６０１Ｚ 9/10 ６２１Ａ 9/30 ６６３Ａ
Claims (4)
- 【請求項１】 ＣＰＵと、 前記ＣＰＵがアクセス可能なメモリとを備え、 外部命令に従って前記メモリに保存されている鍵情報を
用いてデータの暗号化処理又は復号化処理を行い、その
結果に関する応答情報を外部へ送信するＩＣカードにお
いて、 前記応答情報の送信時を遅延させる遅延手段を有し、 前記暗号化処理又は復号化処理の実行中又は実行の前後
に前記遅延手段を実行することにより、前記鍵情報の内
容と、前記応答情報の送信時との相関関係を喪失させる
ことを特徴とするＩＣカード。 - 【請求項２】 請求項１に記載のＩＣカードにおいて、 前記遅延手段は、前記ＣＰＵが無作為な時間実行する、
前記暗号化処理又は復号化処理と実質的に無関係な演算
処理であることを特徴とするＩＣカード。 - 【請求項３】 請求項１に記載のＩＣカードにおいて、 所定時間の経過を通知する計時手段を有し、 前記遅延手段は、前記ＣＰＵが前記計時手段から前記通
知があるまで前記暗号化処理又は復号化処理の開始又は
続行を中断することであることを特徴とするＩＣカー
ド。 - 【請求項４】 請求項１から請求項３までのいずれか１
項に記載のＩＣカードにおいて、 前記遅延手段は、前記鍵情報のビット構成によらず、前
記暗号化処理又は復号化処理に要する時間を一定とする
ことを特徴とするＩＣカード。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP8224971A JPH1069222A (ja) | 1996-08-27 | 1996-08-27 | Ｉｃカード |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP8224971A JPH1069222A (ja) | 1996-08-27 | 1996-08-27 | Ｉｃカード |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH1069222A true JPH1069222A (ja) | 1998-03-10 |
Family
ID=16822085
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP8224971A Pending JPH1069222A (ja) | 1996-08-27 | 1996-08-27 | Ｉｃカード |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH1069222A (ja) |
Cited By (9)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2000305453A (ja) * | 1999-04-21 | 2000-11-02 | Nec Corp | 暗号化装置，復号装置，および暗号化・復号装置 |
| JP2003036430A (ja) * | 2001-07-24 | 2003-02-07 | Dainippon Printing Co Ltd | 処理時間を保証する機能を備えた携帯可能情報処理装置 |
| JP2003523549A (ja) * | 1999-02-25 | 2003-08-05 | エステーミクロエレクトロニクス ソシエテ アノニム | アルゴリズムを実行する過程で電子回路により遂行される一連の有効オペレーションの安全性を確保する方法 |
| JP2004242214A (ja) * | 2003-02-07 | 2004-08-26 | Sony Corp | 圧縮暗号装置、復号復元装置、圧縮暗号および復号復元装置、圧縮暗号方法、復号復元方法、圧縮暗号および復号復元方法 |
| US6907526B2 (en) | 2000-01-12 | 2005-06-14 | Renesas Technology Corp. | IC card and microprocessor |
| US6934843B2 (en) | 1998-09-22 | 2005-08-23 | Infineon Technologies Ag | Method for authenticating at least one subscriber during a data interchange |
| JP2006345408A (ja) * | 2005-06-10 | 2006-12-21 | Oki Electric Ind Co Ltd | メッセージ認証システム，メッセージ送信装置，メッセージ受信装置，メッセージ送信方法，メッセージ受信方法およびプログラム |
| WO2007088796A1 (en) * | 2006-01-31 | 2007-08-09 | Semiconductor Energy Laboratory Co., Ltd. | Semiconductor device |
| JP2007234001A (ja) * | 2006-01-31 | 2007-09-13 | Semiconductor Energy Lab Co Ltd | 半導体装置 |
-
1996
- 1996-08-27 JP JP8224971A patent/JPH1069222A/ja active Pending
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