(57)【特許請求の範囲】
【請求項１】
セキュリティコードを、番号Ｘと、指標Ｉと、シリアル番号ＥＳＮとを内蔵する携帯電話機（３）に割り当てる、セキュリティコード割当方法であって、
ａ）各番号対が１個の指標Ｉを１個のシリアル番号ＥＳＮに連関させる番号対であるような多数の番号対を含む第１のテーブル（１１）を認証センターに維持するステップと、
ｂ）各番号対が１個の指標Ｉを１個の番号Ｘに連関させる番号対であるような多数の番号対を含む第２のテーブル（１２）を業務エージェントに維持するステップと、
ｃ）前記認証センターが前記携帯電話機から指標Ｉと共にシリアル番号ＥＳＮを受信し、受信した前記指標Ｉとシリアル番号ＥＳＮが前記第１のテーブルに含まれる番号対であるかを確認するステップと、
ｄ）前記確認がされたとき、前記認証センターから前記指標Ｉを前記業務エージェントに送信するステップと、
ｅ）前記業務エージェントをして、
ｉ）前記第２のテーブルにおける前記送信されてきた指標Ｉに連関する前記番号Ｘを特定せしめ、
ｉｉ）乱数ＲＡＮＤを生成せしめ、
ｉｉｉ）前記番号Ｘと前記乱数ＲＡＮＤとに基づいてマスクＥを生成せしめ、前記生成したマスクＥを前記乱数ＲＡＮＤと共に前記認証センターへ送信せしめるステップと、
ｆ）前記認証センターがセキュリティコードＡ−ｋｅｙを選択するステップと、
ｇ）前記認証センターが前記選択したセキュリティコードＡ−ｋｅｙを前記送信されてきたマスクＥでマスキングして、番号Ｚを生成するステップと、
ｈ）前記認証センターが前記番号Ｚと前記乱数ＲＡＮＤとを前記携帯電話機へ送信するステップとからなり、
前記携帯電話機が、内蔵する番号Ｘと受信した前記乱数ＲＡＮＤからマスクＥを復元し、該復元したマスクＥにより受信した前記番号Ｚのマスキングを解除して前記セキュリティコードＡ−ｋｅｙを得ることを可能にしているセキュリティコード割当方法。
【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】
本発明は、ハッカーによる携帯電話機における不正な電話呼を防止する手法に関し、特に割り当てられたセキュリティコードにアクセスできる当事者数を最小にしてセキュリティコードを携帯電話機に割り当てる手法に関する。
【０００２】
【従来の技術】
携帯電話には、普通の電話にはない、携帯電話の呼者の匿名性に基づく特異な機密保護（セキュリティ）問題が存在する。普通の電話では、電話回線が住宅又は事務所のような特定可能な家屋に常に接続されているため、呼者は匿名性を有するとは解されない。誰が実際にその回線で発呼するかに無関係に、その家屋の所有者がその呼に対して責任があるとみなされる。
【０００３】
しかし、携帯電話においては、このような物理的接続は存在しない。その結果、セルラ発呼者を特定することは不可能ではないが困難である。その困難性にも拘わらず、認証された者だけが発呼を許される状態を確保する手法が取られている。
【０００４】
このような手法の一例として、携帯電話機の製造時にシリアル番号を携帯電話機に割り当てる方法がある。人が携帯電話サービスに加入するときにその携帯電話機に認証鍵（オーソリゼーション・キー又は、Ａ＿Ｋｅｙ、とも表す）が割り当てられる。その携帯電話機は、シリアル番号及び認証鍵の両方を内蔵することになる。
【０００５】
発呼が行われるとき、携帯電話機がまず認証を求めるメッセージを送信する。このメッセージにはシリアル番号及び認証鍵の両方が、暗号解読されたフォーマットで含まれる。すると携帯電話サービス業者が、その認証鍵が実際にそのシリアル番号に割り当てられているかどうかが確認され、もしそうである場合には呼の完了に進む。もしそうでない場合には、呼は拒否される。
【０００６】
【発明が解決しようとする課題】
しかし、シリアル番号に割り当てられた認証鍵についての知識をハッカーが得ることがないように十分注意する必要がある。例えば、もしハッカーが或る１組のシリアル番号／認証鍵の知識を持ち得た場合には、ハッカーは上記の認証要求を行うことができ、携帯電話サービスを不正に利用することができる。
【０００７】
したがって、一般に用いられているセキュリティ手法は認証鍵の割当に関して最大限の保護を提供するものではないといえる。
【０００８】
【課題を解決するための手段】
発呼の際に、携帯電話機には自身の身元証明用に用いるセキュリティコードが必要となる。しかし、セキュリティコードをハッカーが手に入れると不正な発呼が可能となり、その呼の料金請求がその携帯電話機に行くことになるため、セキュリティコードは秘密にしておく必要がある。
【０００９】
本発明の一態様においては、携帯電話機が暗号解読鍵を備える。セキュリティコードを暗号化して得られる暗号文がセルラチャネル上を携帯電話機に送達される。携帯電話機がその暗号解読鍵を用いて暗号文を解読してそのセキュリティコードを得る。
【００１０】
【発明の実施の形態】
図１に、本発明に基づき携帯電話機への認証コードの割り当てに関わる３つのエージェントを例示する。これらのうち第１は携帯電話機３そのもの、第２は認証センタ６、そして第３は、保管業務エージェントとして、信託されて産業関連の保管業務を行う産業信託エージェント９（以下簡単に、業務エージェント、とも称する）である。認証センタ６は複数の番号対を含むテーブル１１を備える。これらの番号対の各々は１個の指標Ｉを１個の電子シリアル番号ＥＳＮに連関させる番号対、すなわち指標Ｉとこれに連関する番号Ｘとからなる番号対である。業務エージェント９も又別の番号対を含むテーブル１２を備える。これらの番号対の各々は上記の指標Ｉを１個の番号Ｘに連関させる番号対、すなわち指標Ｉとこれに連関する番号Ｘとからなる番号対である。
【００１１】
携帯電話機３は次の３個の番号を内蔵するように製造される。
（１）番号Ｘ、ここではＸ２と表す。
（２）番号Ｉ、ここではＩ２と表す。そして、
（３）電子シリアル番号、ＥＳＮと表す。
番号Ｘは望ましくは６４ビットの長さとする。Ｘ、Ｉ、及びＥＳＮはテーブル１１及び１２に現れる。
【００１２】
テーブル１２はこの携帯電話機のメーカによって作成され、業務エージェント９に引き渡されたものである。後の説明から判るように、このテーブル１２を秘密に維持することが重要である。別のテーブル１１もメーカによって作成され、下に述べるように、これを用いて認証センタ６が、認証鍵の取得を望む呼者の身元を照合する。
【００１３】
以上の流れにおいて、携帯電話機３（又は簡単に、電話機）への認証鍵の割り当ては、図２及び図３に示すように８個のステップを要するとみることができる。図中、或る与えられたステップに活動状態で関わるエージェントについては強調のため実線で表し、活動状態で関わらないエージェントは仮想線（点線）で表す。
【００１４】
図２（ａ）において、矢印で示すように電話機３がその指標Ｉ２をそのＥＳＮと共に認証センタ６に送信する。この送信は通常の携帯電話呼の形式をとってもよいが特定の電話番号に宛ててなされ、認証センタ６が応答する。望ましくはデータは、業界標準のプロトコルであるセルラ信号送信メッセージプロトコルを用いて送信される。
【００１５】
代わりに、データを一連の２ト−ン多周波数（ＤＴＭＦ）信号によって搬送することもできる。更に別の方法として、電話機に、図１の符号１２０で示す簡単なモデムを設け、これによってデータの送受信を行うこともできる。
【００１６】
この送信の後、図示のように認証センタ６がＩ２及びＥＳＮを入手する。認証センタ６はテーブル１１を参照し、これら２個の番号、Ｉ２及びＥＳＮが相互に連関する番号かどうかを確認する。もしそうである場合認証センタ６は電話機３への認証鍵の割り当て段階に進む。もしそうでない場合には手順は終結する。
【００１７】
次に、図２（ｂ）に示すように、認証センタ６が指標Ｉ２を業務エージェント９に送信する。この送信は、技術的に既知のネットワークメッセージ送信手法を用いて行うことが可能である。又、業務エージェント９が既知のセキュリティ手法を用いて呼者が純正の認証センタ６であることを確認することもできる。そして、図２（ｃ）に示すように、業務エージェント９が指標Ｉ２を用いて、Ｉ２に相当するテーブル１２中の番号Ｘを探す。これによって、図示のように、業務エージェント９がＩ２及びそれに連関する番号Ｘ２を入手する。
【００１８】
図２（ｄ）に示すように、それから業務エージェント９が２つの計算を行う。その第１として、業務エージェント９が乱数ＲＡＮＤを生成し、次いでこの乱数ＲＡＮＤ及び番号Ｘ２の両方を用い、又いずれも技術的に既知の（１）ＳＨＡ（Secure Hash Algorithm） として知られるアルゴリズム、（２）ＭＤ−５として知られるアルゴリズム（３）市販のＣＡＶＥと称するアルゴリズムのような、非可逆性アルゴリズムで、番号Ｅを計算する。
【００１９】
それから、図３（ａ）に示すように、業務エージェント９が番号Ｅ及びＲＡＮＤの両方を認証センタ６に送信し、これによって認証センタ６が４個の番号、Ｉ２、ＥＳＮ、Ｅ、及びＲＡＮＤを有することとなる。そして図３（ｂ）に示すように、認証センタ６が、セキュリティコードである認証鍵（図中、Ａ＿Ｋｅｙとして表す）を選択する。認証センタ６は番号Ｅをマスクとして用いて認証鍵をマスキングする。
【００２０】
図３（ｂ）に示すマスキングのプロセスは、円の中に十字を入れた記号で示すようなＥＸＯＲ（排他的論理和）関数による。しかし、別のマスキング演算を行うことも可能である。マスキング演算によって番号Ｚが得られる。
【００２１】
図３（ｃ）に示すように、認証センタ６が番号Ｚ及びＲＡＮＤの両方を電話機３に送信する。それから、図３（ｄ）に示すように、電話機３が、まずＲＡＮＤ及びＸ２に基づき、ＣＡＶＥ関数を用いて番号Ｅを復元する。次いで最後に、電話機３が番号Ｅに対してＥＸＯＲ関数を用いることにより、番号Ｚのマスキングを解除して、Ａ＿Ｋｅｙ、すなわち認証鍵を得る。
【００２２】
こうして電話機３は認証鍵を内蔵することになる。後に電話機３が、認証センタ６に接触するなどして認証要求を行う場合、電話機３は認証鍵から導出したコードをそのＥＳＮと共に送信する。認証センタ６が、認証鍵がＥＳＮに合うかどうかを確認し、もし合致する場合には、電話機３にその呼の継続を許可する。
【００２３】
（流れ図）
図４は、本発明の一態様を実現する論理プロセスを例示する流れ図である。ブロック５０において、電話機３が番号Ｉ２及びそのシリアル番号ＥＳＮを認証センタ６に送信して認証鍵（Ａ＿Ｋｅｙ）を要求する。ブロック５５において、認証センタ６が、図１のテーブル１１を用いて、そのＥＳＮがＩ２に属するか、すなわち連関するかどうかを定め、もしそうなら、次に進む。
【００２４】
ブロック６０において認証センタ６が番号Ｉ２を業務エージェント９に送信する。ブロック７０において業務エージェント９が、メーカによって番号Ｉ２に割り当てられた番号Ｘ、本例ではＸ２、を探す。
【００２５】
ブロック７５において業務エージェント９が乱数ＲＡＮＤを生成し、ＲＡＮＤとテーブル１２において見付かった番号Ｘ２とに基づいて番号Ｅを生成する。ブロック８０において業務エージェント９が、番号Ｅ及びＲＡＮＤを認証センタ６に送信する。ブロック８５において認証センタ６が認証鍵（Ａ＿Ｋｅｙ）を選択し、その認証鍵を番号Ｅでマスキングして番号Ｚを得る。ブロック９０において認証センタ６が番号Ｚ及びＲＡＮＤを電話機３に送信する。
【００２６】
ブロック９５において電話機３が、番号ＲＡＮＤ及びＸ２に基づいて番号Ｅを導く。それからブロック１００において電話機３が、番号Ｅを用いて番号Ｚに対してマスキング解除を行い、認証鍵（Ａ＿Ｋｅｙ）を得る。
【００２７】
図４のステップの大きな特徴は、プロセスが完全自動化されていることである。すなわち、計算に人が介在することも計算を人が見ることもない。
【００２８】
プロセスが完全自動化されており且つＲＡＮＤ、Ｚ、及びＥのような選択された変数を人が見ることもないため、唯一可能な変数取得方法は、認証センタと電話機との間で送信を傍受することである。しかし、上に述べたことから判るように、このような傍受では認証鍵は得られない。
【００２９】
（特性）
１．本発明の特性の一つは次の通りである。説明の背景となる用語について述べると、「平文」とは、暗号化されていないメッセージを指し、「暗号文」とは、暗号化された形式のメッセージを指す。
【００３０】
エージェントである認証センタが認証鍵（Ａ＿Ｋｅｙ）を選択し、図３（ｂ）に示すようにＡ＿Ｋｅｙを暗号化して番号Ｚの形式で暗号文を作成する。
【００３１】
この暗号化は解読に番号Ｘ２が必要である。これを図３（ｄ）に示す。すなわち、番号Ｘ２は番号Ｅを得るのに必要であり、得られた番号Ｅを用いて番号Ｚをマスキング解除することにより、認証鍵（Ａ＿Ｋｅｙ）が得られる。
【００３２】
しかし、このエージェント（認証センタ）はＸ２の知識を持たない（すなわちＸ２を知らない）。再度説明するが、認証センタが暗号文Ｚを作成する。この暗号文Ｚから平文Ａ＿Ｋｅｙを復元するには番号Ｘ２が必要であるが、認証センタはＸ２を用いることはなく、Ｘ２へのアクセスも持たない。
【００３３】
２．図３（ｄ）に示すように、これらの番号、すなわち、ＲＡＮＤ、Ｘ２、及びＺがＡ＿Ｋｅｙの取得に必要である。これらのうち、Ｘ２はハッカーが傍受しても入手できない。すなわち、Ｘ２は、エージェント間では決して送信されず、認証センタ６と業務エージェントとを接続する普通の電話チャネル上でも送信されることがない。
【００３４】
Ｘ２の唯一の情報源は図１の電話機３自体である。しかし、製造時に電話機３に内蔵される、Ｘ２を含む各種番号は、知られないように安全性が保たれるものと想定される。すなわち、これらの番号を特定することは、あまりにも過大な規模の逆探知作業を要するので不可能であると想定される。これらの番号の安全性を保つ手法は技術的に既知である。
【００３５】
更に、上に述べたように、テーブル１２はハッカーが入手できないものと想定され、したがって、Ｘ２はハッカーが入手できないものと想定される。そのため、電話機３に割り当てられたＡ＿Ｋｅｙを導き出すことができないものと想定される。
【００３６】
別の視点から見ると、もし発呼のために電話機３が認証を求めてその認証鍵（Ａ＿Ｋｅｙ）及びＥＳＮを認証センタ６に送信するとすると、ハッカーが電話機３を装うためにはハッカーはこれら２種類の番号を知る必要がある。しかし、どのＡ＿Ｋｅｙがこの電話機のシリアル番号ＥＳＮに連関するのかを知っているのは認証センタ６だけである。
【００３７】
認証センタ６が携帯電話サービスを販売するので、認証センタ６は認証鍵Ａ＿Ｋｅｙ及びシリアル番号ＥＳＮの割り当て情報について厳重な機密保持を実施するであろうことが想定される。
【００３８】
３．認証センタ６と業務エージェント９との間の送信は安全であると想定される。これらの送信は、例えば、ネットワークメッセージ送信手法を用いて行われるものと想定される。あるいは暗号化手法が用いられる場合もある。その結果、電話機３と認証センタ６との間で、図２（ａ）及び図３（ｃ）の場合に起こるデータトラヒックだけが傍受を受けることになる。しかし、このトラヒックにおいてはハッカーをＡ＿Ｋｅｙに導くことになり得る情報は得られない。
【００３９】
例えば、ハッカーにとって条件の最もよい場合、すなわちハッカーがこのトラヒックの全てを傍受し、Ｉ２、ＥＳＮ、ＲＡＮＤ、及びＺを得ると仮定する。
【００４０】
しかし、図３（ｄ）の最下列に示すように、Ａ＿Ｋｅｙを得るには、ハッカーはＺをマスキング解除するための番号Ｅが必要である。Ｅを得るにはハッカーは、図３（ｄ）の下から２列目に示すように、番号Ｘ２が必要である。しかし、上に述べたように、Ｘ２は電話機３内にあって安全である。
【００４１】
再度述べれば、このように、もしハッカーが、傍受可能な送信を全て傍受したとしてもＡ＿Ｋｅｙを導き出すことはできない。
【００４２】
４．上記第３項で、ハッカーが傍受によって認証鍵（Ａ＿Ｋｅｙ）を得る可能性がないことを説明した。認証鍵を得る別の可能性としては、ハッカーが自分を電話機３と名乗って詐称する場合が考えられるが、この筋書ではハッカーは特に成功しない。
【００４３】
例えば、ハッカーが指標Ｉをねつ造してそれを、図２（ａ）に示すように認証センタ６に提示することに成功したと仮定する。このＩから、図２（ｃ）のテーブル１２から取られた相当する番号Ｘが導かれ、次いでこの番号Ｘから図２（ｄ）のマスクＥが導かれる。もしハッカーがマスクＥを得ることができたと仮定すると、ハッカーは、図３（ｄ）に示す最後のステップを用いてＡ＿Ｋｅｙを復元できることになる。
【００４４】
しかし、ハッカーは決してマスクＥを入手することはなく、Ｚ及びＲＡＮＤだけしか入手できない。ハッカーはマスクＥなしにはＡ＿Ｋｅｙを得ることはできない。このため、ハッカーは図２（ｃ）のテーブル１２から得られたＸを必要とする。このＸは、（１）電話機３、（２）業務エージェント９、及び（３）電話機３のメーカ、だけしか入手できず、これら３者はすべて安全と考えられる。したがって、Ｉのねつ造は成功しない。
【００４５】
５．或る与えられた電話機３が新しい認証鍵（Ａ＿Ｋｅｙ）を要求する場合がある。この事態は、例えば電話機３の所有者が電話機を売却した場合に生じる。新しいＡ＿Ｋｅｙが要求されると、図２（ｄ）のＲＡＮＤは乱数であるため異なることになるので、新しいマスクＥが図３（ｄ）において生成される。前のマスクＥは無価値となり、前のＡ＿Ｋｅｙを導くのに用いられたＲＡＮＤ又はＺのような前の変数を用いては新しいＡ＿Ｋｅｙを導き出すことができない。
【００４６】
６．図２及び図３に示すプロセスでは、電話機３に割り当てられた認証鍵（Ａ＿Ｋｅｙ）を知る当事者に関して厳重な制限が課される。すなわち、メーカ又は業務エージェントのいずれも、電話機３に割り当てられたＡ＿Ｋｅｙについて知らない。その理由は、Ａ＿Ｋｅｙを選択するのは認証センタであり、認証センタは選択されたＡ＿Ｋｅｙをこれらメーカ又は業務エージェントのいずれにも知らせないからである。
【００４７】
又、メーカ又は業務エージェントのいずれも、どの電話機３が図２及び図３のＡ＿Ｋｅｙ割り当てプロセスに関わっているかについて知らない。メーカはもちろん完全に部外者で関わりがなく、図２（ａ）においてなされる呼について知ることがない。業務エージェントはこの呼については知っているが、業務エージェントは図２（ｃ）において指標Ｉに基づいてＸを探し、図２（ｄ）の２つの計算を行うだけであり、どのＥＳＮがこのＩ連関するかについては知らず、したがって、どの電話機が発呼中かについては知らない。
【００４８】
本発明においては、電話機３に割り当てられたＡ＿Ｋｅｙを取り込むことのできる当事者についても、厳しい制限を設けている。上に述べたように、電話機３に内蔵されるＸについての知識はＡ＿Ｋｅｙを得るための要件である。しかし、これも上に述べたように、電話機３が内部をいじれない構造になっているので、このＸについての知識を電話機３自体から得ることはできない。
【００４９】
このＸの唯一の情報源は図２（ｃ）のテーブル１２であり、これは現在業務エージェントによって保持されている。しかし、業務エージェント（産業信託エージェント）は約定から、誠実でありハッカーに協力することはないであろうと考えられる。
【００５０】
メーカも又テーブル１２の潜在的情報源であるが、誠実であると想定されるので対象から削除される。加えて、メーカがテーブル１２の潜在的情報源としての立場を有する期間は、多分極めて短い時間しかないので、テーブル１２へのアクセスが可能な時間フレームは非常に減少する。
【００５１】
具体的には、メーカはテーブル１１及びテーブル１２を生成し、テーブル１１を認証センタに送達し、テーブル１２を業務エージェントに送達する。これらテーブルの送達後は、メーカはそれ以上テーブルへに関心はなく、実際のところ、テーブルを保管することによるトラブル及び保管経費を免れるためにメーカにあるテーブルのコピーを多分破棄することになろう。したがって、メーカがテーブルを保有するのはほんの短期間、すなわちテーブルの生成から送達までの間ということになる。この期間は数時間又は数分間という短さになる可能性がある。
【００５２】
８．図１の電話機３のメーカは、番号Ｘ、Ｉ、及びＥＳＮを電話機内にプログラミングする。しかし、これらの番号と認証鍵（Ａ＿Ｋｅｙ）との間に特に関係はない。再度述べると、これら３個の番号から認証鍵を導き出す方法はない。更に、各電話機がそれぞれ特有のＸを有する必要はなく、Ｘが統計的意味で相関関係にないことを条件に、異なる電話機に同じＸを割り当てることもできる。
【００５３】
９．図３（ａ）において認証センタ６に送信されるＥは、個々の呼処理ごとに異なる番号となる。これは、部分的な理由として、Ｅが図２（ｄ）において生成される乱数ＲＡＮＤに依存するからであり、又別の部分的な理由として、ＥがＸに依存するからである。乱数ＲＡＮＤ及びＸは両方共一般に、電話機が異なると異なる。
【００５４】
１０．望ましくは、図２及び図３のイベントは、電話機３が認証センタに対して発呼した単一の電話呼の実行中に発生する。携帯電話機３内で、図１のモデム１２０によってデータの受信、送信、及び処理が行われる。電話機３は、セルラチャネル１２５によって認証センタ６にリンクされ、認証センタ６は、適切な通信リンク１３０によって業務エージェント９にリンクされる。
【００５５】
以上の説明は、本発明の一実施例に関するもので、この技術分野の当業者であれば、本発明の種々の変形例を考え得るが、それらはいずれも本発明の技術的範囲に包含される。
尚、特許請求の範囲に記載した参照番号は発明の容易な理解のためで、その技術的範囲を制限するよう解釈されるべきではない。
【００５６】
【発明の効果】
以上述べたごとく本発明によれば、携帯電話通信において携帯電話機にセキュリティコードを割り付ける際に、複数の暗号化ステップを経て生成した暗号解読用の中間段階データを最小限の当事者間だけに流し、最終的なセキュリティコード暗号解読に要する鍵は流さず携帯電話機に持たせておき、その電話機だけが解読できるようにした。
【００５７】
そのため、ハッカー等の正規に通話認証を受けていない外部第三者がセキュリティコード乃至その暗号解読鍵を不正に入手して不正通話を行うことは不可能であり、携帯電話機の使用の際の安全性がが大幅に改善される。
【図面の簡単な説明】
【図１】３個のエージェント（業務管理・代行機構）、すなわち認証センタ、産業信託エージェント、及び携帯電話機を示す。これらのエージェントは電話機への認証コードの割り当てに関わる。
【図２】認証コードの割り当てに関わる一連のステップを示す。
【図３】認証コードの割り当てに関わる一連のステップを示す。
【図４】認証コードの割り当てに関わるステップの流れ図を示す。
【符号の説明】
３  携帯電話機
６  認証センタ
９  産業信託エージェント（業務エージェント）
１１、１２  テーブル
１２０  受信、送信、処理ユニット
１２５  セルラチャネル
１３０  通信リンク
【図１】
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【図２】
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【図３】
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【図４】
0003683402.tif 000005