"無線通信のための完全に秘密の暗号化鍵を生成する方法であって、チャネルインパルス応答CIR推定を生成するために、第1の無線送受信ユニットWTRUにおいて、CIRを異なるWTRUにより送信された独立に受信された無線信号に基づいて推定するステップと、前記CIR推定から秘密鍵を生成するステップと、前記秘密鍵から、完全に秘密の暗号化鍵を生成するステップとを備えることを特徴とする方法。前記秘密鍵から完全に秘密の暗号化鍵を生成するステップは、前記CIR推定からエントロピーを抽出し、公的ビットを除去する汎用ハッシュ関数に従って、前記秘密鍵をマッピングすることを含むことを特徴とする請求項1に記載の方法。前記秘密鍵から完全に秘密の暗号化鍵を生成するステップは、バロウズ-ホイラー変換を用いたエントロピ符号化を含むことを特徴とする請求項1に記載の方法。前記秘密鍵から完全に秘密の暗号化鍵を生成するステップは、前記秘密鍵のための非システマティック符号を生成することを含むことを特徴とする請求項1に記載の方法。第1のWTRUにおいてシンドロームビットを導出するステップと、前記シンドロームビットを第2のWTRUに送信するステップとをさらに備えることを特徴とする請求項1に記載の方法。前記第1のWTRUにおいて、パリティビットを有するブロックエラー訂正符号を導出するステップと、前記パリティビットを第2のWTRUに送信するステップとをさらに備えることを特徴とする請求項1に記載の方法。1つのチャネル条件に基づいて符号のファミリからエラー訂正符号を選択するステップをさらに備えることを特徴とする請求項1に記載の方法。前記エラー訂正符号は、パンクチャリングまたは反復パターンを用いて区別されることを特徴とする請求項7に記載の方法。前記チャネル条件は、干渉レベルを含むことを特徴とする請求項7に記載の方法。前記チャネル条件は、ドップラー幅を含むことを特徴とする請求項7に記載の方法。前記チャネル条件は、ドップラー幅、または進行方向、あるいはドップラー幅と進行方向の組み合わせを含むことを特徴とする請求項7に記載の方法。前記チャネル条件は、ビットエラーレートまたはブロックエラーレートに基づいて測定されることを特徴とする請求項7に記載の方法。エラー検出ビットを導出するステップと、前記エラー検出ビットを、前記CIR推定に付加するステップと、前記エラー検出ビットを含む前記エラー訂正符号を符号化することをさらに含むステップとをさらに備えることを特徴とする請求項6に記載の方法。前記エラー検出符号は、複数の巡回冗長検査CRCビットを含むことを特徴とする請求項13に記載の方法。前記受信無線信号は、フレームを含むことを特徴とする請求項1に記載の方法。前記秘密鍵が、予め定義された基準に従って秘密性を妨げる外因的特性に基づいて、排除されるように、弱鍵解析を行うことをさらに含むことを特徴とする請求項1に記載の方法。前記予め定義された基準は、定義された時間内において反復的列を含むことを特徴とする請求項16に記載の方法。前記推定するステップは、複数のCIR推定を生成するステップを含み、前記秘密鍵を生成するステップは、前記複数のCIR推定をフィルタリングして、予測された値の集合を作成することと、推定の現行の集合と前記予測された値との間の差分ベクトルを生成することと、生成された差分ベクトルを使用して前記秘密鍵を更新することのステップによって前記秘密鍵を継続的に更新するステップを含むことを特徴とする請求項1に記載の方法。前記差分ベクトルから少なくとも1つのパリティストリームを生成するステップと、目標の送信レートによるレートで前記パリティストリームに対してパンクチャリングまたは反復を実行するステップとをさらに備えることを特徴とする請求項18に記載の方法。1つのチャネル条件に従って前記パンクチャリングレートまたは前記反復レートを調節するステップをさらに含むことを特徴とする請求項19に記載の方法。前記チャネル条件は、干渉レベルを含むことを特徴とする請求項20に記載の方法。前記チャネル条件は、ドップラー幅を含むことを特徴とする請求項20に記載の方法。前記チャネル条件は、ドップラー幅、進行方向、あるいはドップラー幅と進行方向の組み合わせを含むことを特徴とする請求項20に記載の方法。前記チャネル条件は、ビットエラーレートまたはブロックエラーレートに基づいて測定されることを特徴とする請求項20に記載の方法。プライバシ増幅が、前記秘密鍵のエラー訂正のためのブロック符号を使用することを含むことを特徴とする請求項1に記載の方法。前記推定するステップは、複数の他の無線送信受信ユニットWTRUから受信された複数の無線信号の各々を推定することにより、複数のチャネルインパルス応答CIR推定を生成することを含み、前記秘密鍵を生成するステップは、各前記CIR推定に基づいて秘密鍵を生成することを含み、各一時鍵が前記複数の秘密鍵の中の一つの秘密鍵に基づいていて、前記複数の他のWTRUの中の一つのWTRUに関連するように、前記秘密鍵を使用して複数の一時鍵を生成するステップと、前記複数の一時鍵から永久鍵を選択するステップと、前記それぞれの一時鍵を使用しながら、前記永久鍵を前記複数の他のWTRU内の各WTRUに通信するステップとをさらに備えることを特徴とする請求項1に記載の方法。前記通信するステップは、前記複数の他のWTRUのツリーグラフを生成することを含むことを特徴とする請求項26に記載の方法。無線通信において使用される完全に秘密の暗号化鍵を生成する無線送信受信ユニットWTRUであって、異なるWTRUから受信された独立の無線信号に基づいてチャネルインパルス応答CIRを推定するように構成されたチャネル推定器と、秘密鍵を前記CIR推定に基づいて作成するように構成されたポストプロセッサと、前記秘密鍵から完全に秘密の暗号鍵を生成するように構成された暗号プロセッサとを備えたことを特徴とするWTRU。前記暗号プロセッサは、前記CIR推定からエントロピを抽出し、公的ビットを除去する汎用ハッシュ関数に従って、前記秘密鍵をマップするようにさらに構成されることを特徴とする請求項28に記載のWTRU。前記暗号プロセッサは、バロウズ-ホイラー変換を実行するように構成されたエントロピエンコーダを備えたことを特徴とする請求項28に記載のWTRU。エラー検出符号に従って複数の巡回冗長検査CRCビットを計算し、前記CIR推定に付加するように構成されたエラー検出エンコーダをさらに備えたことを特徴とする請求項28に記載のWTRU。前記暗号プロセッサは、前記秘密鍵のために非システマティック符号を生成するように構成されていることを特徴とする請求項28に記載のWTRU。前記秘密鍵を、予め定義された基準に従って秘密性を妨げる外因的特性に基づいて排除するように構成された弱鍵解析器をさらに備えたことを特徴とする請求項28に記載のWTRU。エラー訂正のため、前記異なるWTRUから受信したパリティビットを復号するように構成されたデコーダをさらに備えたことを特徴とする請求項28に記載のWTRU。したがって、暗号化において当てはまる最悪の場合の想定の下で、盗聴者が、2つの無線端末間で交換される任意のビットを傍受することができ、2つの端末間で秘密鍵を導出するために使用されるアルゴリズムを知っているという難題に直面しながら、相互的無線チャネルから秘密ビット列を明示的に抽出するシステムを設計する必要がある。更に他の課題は、各対のみが先天的に固有のチャネル特性を共有しながら、トランシーバのネットワーク全体が共通の完全に秘密の鍵を共有するように、完全に秘密の鍵の生成を2つのトランシーバ端末から複数のトランシーバに拡張することが望まれることがあることである。つまり、トランシーバの各対は、共通のランダム鍵を生成するが、これらの鍵は、対ごとに異なる。これにより、同じ情報が2つ以上の受信者にブロードキャストされる場合、かかるネットワークにおける情報の共有がかなり非効率になる。なぜならば、メッセージは受信者ごとに異なる鍵で暗号化されて、したがって異なるメッセージとして見え、そのため各受信者に別々に伝達されなければならないからである。これに対して、共有鍵で暗号化されたメッセージは、一度にマルチキャストされ、すべての正当な受信者が、単一の送信を暗号化することが可能である。本発明は、無線通信ネットワークにおける複数の端末間の完全なランダム秘密鍵を生成し、確信を持って使用される鍵を盗聴者が導出するまたは推量で当てることを数学的に不可能なようにするための、方法およびシステムである。本発明は、ポイントツーポイント無線チャネルにおいて固有の独自のランダム性を利用する。盗聴者は、正しい鍵を推量する可能性があるが、それを間違った鍵と見分けることができない。1対のトランシーバ送受信機間で、主導トランシーバが共有チャネルのCIR推定値を導出し、次いで、この推定値は、長い秘密鍵を作成するために離散的に処理される。エラー訂正符号が生成され、パリティビットが第2のトランシーバに送信される。第2のトランシーバで同期されたCIR推定を保証するために、任意選択の同期ビット列も生成され第2のトランシーバに送信される。第2のトランシーバは、独立してそれの共有チャネルのCIR推定値を導出し、主導トランシーバから送られた受信パリティビットおよび同期符号により、そのCIR推定値を処理する。この結果は、パリティビットを除いて鍵を公的に共有することなく、主導トランシーバで導出されたものと同一の長い秘密鍵となる。交換されたパリティビットによって失われた相関性および秘密性を除去するために、各トランシーバは、プライバシ増幅処理によってそれぞれの長い秘密鍵を更に処理する。この完全に秘密の鍵を確立するための技術は、3つ以上のトランシーバのための汎用のネットワーク設定にも単一の完全に秘密の鍵を共有するように拡張される。本発明のより詳細な理解は、例として与えられ添付の図面と併せて理解される以下の好ましい実施形態の説明から得ることができる。以上説明したように、本発明によって、無線通信ネットワークにおける複数の端末間の完全なランダム秘密鍵を生成し、確信を持って使用される鍵を盗聴者が導出するまたは推量で当てることを数学的に不可能なようにする方法およびシステムが実現できる。本発明の特徴および要素は、特定の組み合わせとしての好ましい実施形態で説明されるが、各特徴または要素は、好ましい実施形態の他の特徴および要素なしに単独で、あるいは本発明の他の特徴および要素の有無を問わず様々な組み合わせで使用することができる。以下では、トランシーバ送受信機は、無線送受信ユニットWTRU、ネットワークノード、ユーザ機器、移動局、固定または移動加入者ユニット、ページャpager、あるいは、無線環境において動作可能な任意の他のタイプの装置を含むが、それだけに限定されない。基地局は、以下で言及されるとき、ノードB、サイトコントローラsitecontroller、アクセスポイント、または、無線環境における任意の他のタイプのインターフェース装置を含むが、それだけに限定されない。図1および図2はそれぞれ、トランシーバ100および200のブロック図であり、ポイントツーポイントシステムで通信している正当な2当事者を表している。本発明は、2つのトランシーバ100と200の間で完全に秘密の鍵を確立し、ここではトランシーバ100が主導トランシーバとして選択されるすなわち、トランシーバ100は、鍵確立プロセスを先導する。トランシーバ100および200は、好ましくは、より大きな通信システムのサブコンポーネント、および/または特定用途向け集積回路ASICであることに留意されたい。図1および2に示す処理要素の一部または全部は、秘密性と関係ない他のタスクのために共用されうる。一般的に、トランシーバ100および200は、暗号化された通信のための完全な秘密を生成するための以下の初期手順のステップをたどる。1各トランシーバは、相互に、特別設計の信号例えば、トーンのコームcomboftones、または他の用途にも用いることができるパイロットシーケンスを互いに送信する。2無線物理チャネルは、いくらか物理環境に従ってシーケンスを自然に修正し、信号フェージングおよび歪みを作り出すが、チャネル相互性のためこれらの修正は非常に類似している。したがって、トランシーバ100および200は、それらの共有チャネルに固有の共同ランダム性を利用して、秘密鍵を確立する。3次いで、各トランシーバは、その受信信号を、ある様式のバイナリまたは他のある種の離散形式シーケンスに変換する。図1に示すように、主導トランシーバ100は、チャネル推定器101、チャネルインパルス応答CIRポストプロセッサ102、プライバシ増幅PAプロセッサ103、ブロック符号エンコーダblockcodeencoder104、任意選択の同期符号ユニット105、パリティビットおよび同期ビットマルチプレクサMUX106、ならびに、任意選択の弱鍵解析プロセッサ112を含む。トランシーバ100では、チャネル推定器101が、トランシーバ200からの受信無線信号からチャネルインパルス応答CIRを推定し、次いでそれはCIRポストプロセッサ102によって処理される。CIRポストプロセッサの主なタスクは、推定されたCIRを、以下で長い秘密鍵110として知られるビット列に変換することである。トランシーバ100は、情報照合調整プロセスの完了の際に、トランシーバ200が、長い秘密鍵210として示される同じビット列を保有していることを想定する。この長い秘密鍵110および210は、以下の2つの理由により完全に秘密ではない。1CIRサンプルは潜在的に相関する高いサンプリングレートでは高く相関するため、ビットは独立して分布しない、2プロトコルの一定の部分は公開通信を必要としたため、情報の一部が潜在的な盗聴者に漏れている。プライバシ増幅PAプロセッサ103は、これらの問題を補正する。情報照合調整プロセスの一部として、ブロック符号エンコーダ104が、トランシーバ200でのエラー訂正のためのパリティビットを有するブロック符号を導出する。少なくとも1つの好ましい実施形態では、同期符号エンコーダ105が、トランシーバ100と200の間のCIR推定を同期するために使用される符号を作成する。パリティビットおよび同期符号ビットは、トランシーバ200に送信するためにMUX106によって多重化される。任意選択の弱鍵解析プロセッサ112は、長い秘密鍵110が脆弱な長い秘密鍵であると決定された場合に、それを検出し排除する。図2に示されるように、トランシーバ200は、チャネル推定器201、CIRポストプロセッサ202、プライバシ増幅プロセッサ203、同期ビットデコーダ204、パリティビットデコーダ209、同期アップsynch-upCIRユニット205、および、弱鍵解析プロセッサ212を含む。トランシーバ200において、チャネル推定器201が、トランシーバ100から無線信号を受け取り、CIRを推定する。CIRポストプロセッサ202は、CIR推定値をフィルタリングする。これら2つのユニットは、トランシーバ100の対応するデバイス101および102と同様に動作する。CIRポストプロセッサ202の出力は、ランダム秘密鍵ビット列である。理想的には、この列は、2つのトランシーバ間に存在するチャネル相互性に基づきトランシーバ100上の長い秘密鍵と同一である。しかし、実際のCIR推定値は、CIR歪み、チャネルノイズ、および異なるチャネル推定開始点のため同一ではなく、2つの列は、実際いくぶん異なる。CIRポストプロセッサ202の実際の出力が、CIRポストプロセッサ102のそれと同じであった場合、PAプロセッサ203によるプライバシ増幅、および任意選択の弱鍵解析を、トランシーバ100におけるのと同じ完全に秘密の鍵を生成するために適用することができる。PAプロセッサ203の性質は、PAプロセッサ103の性質と同じであり、WKAプロセッサ212は、WKAプロセッサ112と同じである。しかし、CIRポストプロセッサ202の出力は、CIRポストプロセッサ102の出力と同じではないので、PA処理およびWKA処理を、直接それに適用することができない。そのかわり、トランシーバ200は、トランシーバ100によって送信されたパリティおよび同期ビットを使用してその差を修正する。同期符号エンコーダ105が実装された実施形態において、同期ビットデコーダ205およびパリティビットデコーダ204が、受信信号から同期ビットおよびパリティビットを復号する。CIR同期アップユニット207は、復号された同期ビットを処理し、CIR推定をトランシーバ100のCIR推定と同期する。パリティビットデコーダ204は、復号されたパリティビットを処理し、同期されたCIR推定値に対してエラー訂正を実施する。これで、長い秘密鍵210はトランシーバ100で存在しているように回復され、PAおよびWKA処理が適用可能である。トランシーバ100からの受信無線信号内に埋め込まれた長い秘密鍵210は、完全に秘密の鍵を提供するためにPAプロセッサ203により処理される。任意選択の弱鍵解析プロセッサ212は、脆弱な長い秘密鍵を検出し排除する。チャネル推定値からの完全に秘密の鍵の生成についての説明は、次の通りである。トランシーバ100および200の両方は、チャネル推定ユニット101および201における受信無線信号に基づいてCIRの推定値を導出する。両方のトランシーバは、この動作を、ある種の無線信号の送信によってサポートしなければならない。これは、通常、秘密鍵生成以外の目的の、チャネル推定に使用される特別に設計されたパイロット信号である。たいていの最近のシステムは、それをデータ推定の目的で組み込む。このステップを実施するためのいくつかの方法があり、その方法には、他方のトランシーバにおいてこのプロセスを支援するための、両方のトランシーバによる特殊な信号の伝達が含まれるが、これだけに限らない。かかる信号伝達の実装は、時分割複信TDDで使用されるようなミッドアンブルmidamble、IS-95およびFDDシステムにおけるような連続パイロット、多くのOFDMシステムにおけるような特定の周波数での組込みパイロットを使用することを含むことができる。チャネル推定ユニット101および201の出力は、CIRのデジタル化された表現である。CIR推定値は、トランシーバ100および200の両方における表現技法が同じである限り、時間領域、周波数領域、および抽象ベクトル空間の使用を含め多くの様々な方法で生成し格納することができる。好ましい実施形態では、CIR推定器101および201の出力でのCIR推定値が、CIR位相情報を無視する一方で、秘密鍵の生成のための振幅/プロファイル出力を提供する。あるいは、チャネル推定値のチャネルCIR位相情報も、このプロセスで使用してもよい。実装形態によっては、CIRについての部分情報のみが、相反的であり、したがって共通の秘密の生成のために適していることがある。デジタル信号からCIRを生成する際の一般的問題は、A/D変換器のサンプリング位相の差が、大幅に異なって見えるCIR推定値をもたらすおそれがあることである。これは、CIRが時間領域で格納される場合、特に問題である。CIRが周波数領域で格納される場合は、深刻な問題ではない。他の代替格納方法でこれが問題となる程度は、様々である。この問題に対処する単純な方法は、送信帯域幅を考慮した最小レートすなわち、ナイキストレートNyquistrateよりも有意に高いレートでアンテナにおいてアナログ信号をサンプリングすることである。ナイキストレートの4から10倍のレートで、既に有意に高いと考えられる。CIRポストプロセッサ102および202は、結果のCIR推定値に対して、ローパスフィルタと場合によっては補間フィルタを用いて後処理を行う。トランシーバがMIMOを備えられ、アンテナの数の差異のためアンテナパターンがCIR推定値に差異を生じさせることがある場合に、追加の後処理が必要とされることがある。このような場合、トランシーバ100および200が、それらのアンテナ構成に関する情報を交換することを必要とすることがあり、それによって、トランシーバ100および200は、それらの観測値から対称的なCIR推定値を導出することを可能にされる。トランシーバ100と200の間のチャネル相互性のため、トランシーバで生成される各後処理CIR推定値は、非常に近くなることが期待される。しかし、以下の3つの誤差源のいずれかによって、トランシーバ100および200においてCIR推定値間の差がもたらされることがある。第1の誤差源は、トランシーバ100および200の双方において同時発生のチャネル推定を仮定するチャネル相互性に由来する。この同時性での差異が、チャネル推定値でいくらかの差異をもたらす。第2の誤差源は、デジタル化されたCIR推定値が、開始点について同期が必要なことがあることである。例えば、推定値が時間遅延領域でデジタル化される場合、CIRの有意な部分の開始は、2つのトランシーバ100および200における基準ゼロ時referencezero-timeに対して異なる位置で発生することがある。図3に示すように、トランシーバ100は、基準ゼロ時から時間遅延τ1を有する開始点を有し、トランシーバ200は、基準ゼロ時から時間遅延τ2を有する開始点を有し、ここで、τ1≠τ2である。他の例として、CIRが周波数領域表現を用いて格納される場合、格納パラメータを決定する際に、異なる開始周波数/基準位相が仮定されることがある。第3の誤差源は、CIR推定値が、任意の無線チャネルに固有の干渉によって生じる誤差に起因して異なるようになることである。この干渉は、同じ周波数帯、および/または受信ノイズ、および/または熱雑音などの環境雑音で動作する、他のデバイスに起因しうる。トランシーバ100および200でのチャネル推定の同時性の保証は、たいていの通信システムに現在存在しているいくつかの手段を用いることによって達成することができる。そのような1つの手段は、チャネル推定タイミングを、無線フレームやスロット境界、およびUMTSシステムにおけるスーパーフレームカウンタsuperframecounterのような、特定のシステム時間と結び付けることである。もう1つの手段は、チャネル推定をサポートするためにトランシーバが発するパケット信号に同期信号を埋め込むことによる。あるいは、同期イベントが、特別の信号を埋め込む必要なくそのようなパケット信号から導出されてもよい。同時性を保証するための第3の手段は、両方のトランシーバが利用する絶対時間基準に、チャネル推定イベントを結び付けることによるものであり、絶対時間基準には、グローバルポジショニングシステムGPS衛星や、無線通信システムに使用される共通システム時間が含まれる。同時性を保証するための4つの可能な手段は、所定の技法を用いて往復の遅延を測定して、同期をこの遅延に基づかせる。このような手段を用いた後も、小さな同期差が依然として存在しうるが、これらがシステム性能に有意な影響を与えるほど大きくないことはほぼ確実である。残っているどんな小さな剰余数の不一致も、ブロック符号やCRC符号のような無線チャネルでの干渉による不一致を解決する同じメカニズムによって対処することができ、これについては後で説明する。格納されたCIRについての開始点同期startingpointsynchronizationは、トランシーバ100において開始点を記録することによって処理し、誤りのない送信を保証するために高信頼性の符号を使用してトランシーバ200に送信することができる。あるいは、そのような符号のいくつかの周知のファミリfamily例えば、コンマフリー符号から特殊な同期符号を使用してもよい。同期問題は、通常、単にいくつかのサンプルに限られるので、そのような特殊な同期符号からはごく限られた性能が必要とされるだけである。同期符号エンコーダ105は同期ビットデコーダ205およびCIR同期アップユニット207と協働して、格納されたCIRに対する開始点同期のためのこれらの解決策を実施する。デコーダ205が、同期ビットが別の符号を使用して送られると同期ビットを復号する一方、CIR同期アップユニット207が、同期ビットに従って局所基準に対してCIRの位置を調節する。あるいは、干渉誤りを訂正するために使用されるブロック符号を、後述するように上記の2つの方法と併せてもしくはそれだけで用いてもよい。更に別の代替案は、この開始点同期問題に敏感ではないCIR後処理方法を用いることである。開始点同期はまた、タイミング情報の符号化に頼ることなく取り扱うこともできる。そのような1つの方法では、トランシーバ100および200が、共通のタイミング源例えば、GPSに関係する特殊な同期信号を生成するようにし、こうした信号を基準にしてCIR推定を行うことができる。あるいは、開始点同期は、それが問題とならない領域でCIRを処理することによって達成することができる。しかし、このような手法は、いくらか秘密性の度合いを犠牲にする必要がある。例えば、CIR位相情報が好ましい実施形態に従って無視されるとすると、同期問題は周波数領域に存在しない。チャネルの干渉レベルに応じて、秘密性の度合いの損失は、大きくも最小にもなりうる。別の例として、非常に雑音のあるチャネルでは、位相情報は、極めて信頼性できないおそれがあり、したがって、それを無視することにより、秘密性の度合いの損失が最小限となる。送信された列と受信された列との不一致がチャネル干渉により生じるところで、ブロック符号エンコーダ104は、パリティビットの形態でシステマティックエラー訂正符号を提供し、これはパリティビットデコーダ204でトランシーバ200によって復号される。システマティックエラー訂正符号は、デコーダ204の出力の符号語が、エンコーダ104の入力の元のメッセージを含むものである。ここでは、システマティックエラー訂正符号は、主導トランシーバ100の送信機にあるエンコーダ104、およびトランシーバ200の受信機に位置するパリティビットデコーダ204によって実装される。通常、ブロック符号は、システム設計者によって予め選択される。あるいは、ある種のリアルタイム基準に基づいて動的に選択されてもよく、この選択は、トランシーバ100と200の間で公的に伝達される。プライバシ増幅が使用されるため、ブロック符号が公的に知られていることは、秘密性を生成するシステムの能力を低減させない。ブロック符号エンコーダ104は、入力ビットを受け取り1組のパリティチェックビットを生成し、これらのパリティチェックビットは、入力ビットなしに送信されることになる。次いでパリティビットデコーダ204は、チャネルから受け取ったパリティビットをCIRポストプロセッサ202の出力と組み合わせて、完全な破壊された符号語corruptedcodewordを作成し、長い秘密鍵210を復号する。パリティビットの処理は、トランシーバ100において存在する長い秘密鍵110と同じになるように、訂正されるCIRポストプロセッサ202の出力をもたらす復号動作を完了する。本発明によれば、ブロック符号は、従来とは異なる様式で利用される。トランシーバ100におけるCIR推定値は、ブロック符号に対する入力として使用されるが、エンコーダ104によって生成されたパリティビットのみが送信される。トランシーバ200は、この送信を場合によってはいくつかのエラーとともに受け取ると、それ自体のCIR推定値を、エラーをやはり含みうる符号語のメッセージ部分として取り扱い、受信したパリティチェックビットを使用してこれらのエラーを訂正する。ブロック符号が適切に選ばれたとすると、パリティビットデコーダ204の出力は、非常に高い確率でトランシーバ100のCIR推定値と同じである。したがって、トランシーバ100および200は、同じ列を得ることに成功するが、その間、その一部のみ、すなわちパリティチェックビットの送信しか公的に明らかにしない。ブロック符号を選択する際、潜在的な盗聴者が、どんなブロック符号が使用されるかを発見する能力を有し、したがってこの秘密を維持しようとする試みがないことが想定される。ブロック符号の性質は、そのエラー訂正機能および符号化/複合化の複雑さが、設計配慮として検討される限りにおいて重要なだけである。リードソロモンReed-Solomonおよびターボturbo符号を含めて任意のシステマティックブロックエラー訂正符号を使用することができる。ほとんどのシステムでCIRの長さに合理的な上限が置かれているため、ブロック符号サイズは、予め定められるのが好ましい。しかし、これをすることができないと、公開ディスカッションpublicdiscussionを用いて、予め取り決められたファミリの符号から特定の符号が選択される。あるいは、ブロック符号のファミリ、例えば、可変のエラー訂正機能を有するファミリが選択される。次いで、トランシーバ100、200は、ブロック符号ファミリから、チャネル条件干渉レベル、ドップラー幅、他に基づいて、どの符号を使用するかを選択する。ブロック符号に関する取り決めは、公開通信を介して確立される。秘密性を保証するために、選択されたブロック符号を秘密にする必要がないため、これは、システムを危うくしない。結果の列に保たれている秘密性は、CIR推定値の初期のエントロピーにおおよそ等しく、使用されるパリティビット数が少ないほど、CIR推定値について潜在的盗聴者が有する可能性がある情報が少ない。CIR推定値に関する盗聴者の知識が少ないと仮定すると、最大限の秘密性のために、できる限り少ないパリティビットを使用することが望ましい。他方で、許容できる確率閾値が予め決められていて、トランシーバ200が、非常に高い確率で、デジタル化されたシーケンスがトランシーバ100におけるシーケンスと厳密に同じになるように帰結することを保証するには、充分な数のパリティビットが必要とされる。したがって、このトレードオフにおいて適正なバランスを維持するために、特定のチャネル条件を充たすように符号のファミリからブロック符号を選択する能力が実装されうる。この意思決定メカニズムは、ブロック符号エンコーダ104に対する任意選択のアドオン機能である。先に紹介したように、ブロック符号は、デジタル化されたCIRの開始点の同期をサポートするためにも使用することができる。同期アップメカニズムが使用されないためか、またはそれが不確実性を完全に低減しないため、トランシーバ200が正確な開始点について確実でない場合、それは、不確実性を、限定された通常は小さい一連の可能性に絞り込む。次いで、トランシーバ200は、受信されたパリティビットを使用して、可能な開始点のそれぞれを用いて復号を試みる。そうする際、それは、CIRエラー訂正器206によって訂正されるそれ自体のCIR推定値におけるエラーの数をカウントする必要がある。非常に高い確率で、正しいものを除くすべての位置は、非常に多数の訂正を生じ、一方、正しい位置は、非常に少数の訂正を生じる。このようにして、ブロック符号復号プロセスは、開始点同期プロセスを支援するまたは完全にサポートすることができる。良いエラー訂正符号の利用により、同じ鍵が両方の端末で生成される高い可能性がもたらされるが、このプロセスは成功を保証されない。この手順が失敗する場合、端末は、2つの異なる秘密列をもって終結する。これらが1ビットのみ異なったとしても、もはや通信は可能ではない。この問題は、いくつかの方法のいずれかで軽減されうる。端末が、復号されたメッセージが正しくないことを検出する方法を有する場合、鍵の取り決めの失敗を、まさにそうした方法で検出することができる。しかし、このような検出プロセスは、通信リソースの浪費という意味で、しばしば実現不可能であるかまたはコストが高すぎる。この場合、エラー検出符号化を利用する代替方法が適用されうる。エラー検出符号化の一般的なタイプは、CRC符号化であり、以下の例でエラー検出符号化の好ましい選択肢として説明する。CRCプロセッサ108は、ある予め選択されたCRC符号に基づいて、長い秘密鍵に対するCRCチェックビットを計算する。CRCビットを有する結果の列は、次いでトランシーバ200に転送される。次いで、トランシーバ200は、ちょうど上述のようなブロック復号化を進める。復号化に続いて、CRCプロセッサ208は、同じCRC符号を用いてそれ自体のCRCビットを計算し、それらをトランシーバ100から受け取ったビットと比較する。結果のエラー訂正された列がCRCチェックをパスすると、成功が宣言される。そうでなければ、トランシーバ200は鍵生成の失敗を宣言し、鍵生成プロセスが反復されることになる。最後に、チャネル条件が良くしたがってCIRが同一である可能性が高い場合、トランシーバ200におけるパリティビットデコーダ204でエラーが検出されないことを単に確認することにより、エラーチェックのためにブロック符号を代わりに使用することができる。非システマティックエラー符号が利用される代替実施形態として、次の例では、シンドロームsyndromeの実装を示す。アリスおよびボブは、2つの相関性があるバイナリ独立で全く同様に分布したシーケンスXnX1,...,XnおよびYnY1,...,Ynをそれぞれ知っていると仮定する。アリスは、Xnの情報をボブに送信することによってボブがXnを回復するのを助ける。相関性があるシーケンスYnによって、ボブはXnの一部の情報を既に知っているため、アリスは、Xnのすべてをボブに送信する必要はないことに留意されたい。スレピアン-ウォルフ限界Slepian-Wolfboundとして知られる1つの既知の解決策は、ボブがXnを再構成することを可能にするアリスからボブへの送信ビットの最小数が、nHX|Yただし、HX|Yは条件付きエントロピを示すであることを示唆する。本発明によるシンドロームを使用すると、Ynおよび送信されたビットに基づいて、nHX|Y送信ビットを決定することができ、更にXnの再構成することができる。シンドロームベースの手法が重要となる一実施形態では、低密度パリティチェックLDPC符号がエラー訂正のために使用される場合、LDPC符号は通常は非システマティックである。例示的な例であるが以下の単純な例を検討する。X3=X1,X2,X3およびY3=Y1,Y2,Y3は、ハミング距離が1以下の2つの長さn=3のバイナリシーケンスとする。アリスおよびボブはそれぞれ、X3およびY3を観測する。アリスは、X3の部分情報を送信することにより、ボブがX3を再構成するのを助ける。X3が集合{000,111}に属することをボブが知っている場合、X3とY3の間のハミング距離が1以下であり000と111の間のハミング距離が3であるため、彼は容易にX3を復号できることに留意されたい。したがって、ボブのデコーダがX=100またはX=111であることを知っている場合、ハミング距離でどちらがより近いかを検査することによって不確実性が解決される。同様に、集合{001,110}、{010,101}、および{100,011}のいずれかにX3が属することを知っていることにより、これらも3のハミング距離を有するのでボブがX3を回復するのを助けることができる。したがって、アリスは、上記の4つの集合のうちからどの集合にX3が属するかをボブに通知するだけでよい。上記の4つの集合は、それぞれの部分集合について3のハミング距離を有し、線形符号{000,111}についての剰余類cosetと呼ばれ、パリティチェック行列が、である。シーケンスX3のシンドロームは、有効な符号語のパリティチェックを確認し、また、PX3tとして定義され、tは転置を示す。同じ剰余類におけるすべてのシーケンスは同じシンドロームを有し、それぞれ異なる剰余類の2つのシーケンスはすべて異なるシンドロームを有することが知られている。したがって、アリスは、単に、X3を含む剰余類を示す彼女の観測値X3のシンドロームを送信する。次に、図1および2に示されるPAプロセッサ103、203を参照すると、これらは、ストリングのビットの長さが、鍵により提供される秘密の量にほぼ相当するようにストリングを縮小することを担う。これらは、汎用ハッシュ機能を用いて実装され、使用される特定の機能は、予め取り決められても公開通信を用いて取り決められてもよい。使用されるブロック符号のような機能は、秘密にする必要がなく、したがって、公開無線チャネルを用いて取り決めることができる。ハッシュ関数は、次元Mの入力ストリングをより小さい次元NM>Nにする変換関数である。f:{0,1}M⇒{0,1}N式5ハッシュ関数は、コンピュータサイエンスにおいて辞書問題を解くために一般的に使用される。辞書問題は、所与のアイテムの集合語、名前、オブジェクト、キー、その他およびそれらの関連属性を、それ以降これらのアイテムが効率的に探索されるように格納するための、メカニズムの確立として定義される。ハッシュ関数は、与えられた集合の探索動作時間コストや格納および探索メカニズムの単純な実装などの属性を含む。探索動作コスト時間を求めることは、入力ストリングが通常は一様分布からのものではないため、また、より大きい次元Mからより小さい次元Nへの複雑なマッピングのため、非常に難しい課題である。これらの理由から、ハッシュ関数の出力における衝突は珍しくなく、ここで、衝突とは、2つ以上の入力ストリングが同じ出力値を生成する結果である。ダブルハッシュdoublehashing、プロービング線形および2次、連鎖など様々な方式が、これらのハッシュ関数についての探索動作コスト時間に接近するために使用される。本発明のハッシュ関数は、完全な秘密を達成するのに有用な以下の特性を有する。まず、ハッシュ関数は、逆方向より順方向に計算をすることがかなり容易であるという点で、一方向な非可逆である。一般に、順方向に計算するのに数秒かかる一方、その逆を求めるのは計算量的に不可能である。すなわち、与えられたハッシュ関数y=hxについて、与えられたxの値に対するyの値を求めることは容易であるが、与えられたyの値に対するxの値を求めることは計算量的に不可能である次に、本発明によるハッシュ関数は、弱衝突耐性および強衝突耐性を有する。弱衝突耐性は、次にように定義される。メッセージx、およびそれのメッセージダイジェストとも呼ばれるハッシュ値yが与えられたとすると、別のメッセージzを、それらのハッシュ関数は等価すなわちhx=hzであるように求めることは計算量的に不可能である。ユーザは、メッセージおよびそのハッシュ値の選択の選択権を持たないが、同じハッシュ値で異なるメッセージを決定しなければならないことに留意されたい。強衝突耐性は、2つの異なるメッセージxおよびzただし、x≠zを、それらのハッシュ関数は等価すなわちhx=hzであるように求めることが計算量的に不可能である場合に存在する。ユーザはこの場合にメッセージを選択することができるので、この特性は、強衝突耐性と呼ばれる。これらの特性は、ほとんどの規格化されたハッシュ関数に参照される。2つの主な規格として、セキュアハッシュアルゴリズムSecurehashalgorithmSHAファミリ、およびメッセージダイジェストアルゴリズムMDファミリがある。更に、SHAファミリおよびMDファミリは、暗号システムの潜在的攻撃者が、それを破る計算リソースを持たない場合、計算量的に安全である。汎用ハッシュ関数は、かかる暗号システムを破るための努力が、任意の一般的難問例えば、大きな数の因数分解、合成数を法とする整数のフィールドにおける平方根の計算、有限群上の離散対数の計算などを解決するのと同様に難しいという意味で証明可能に安全である。本発明によれば、汎用ハッシュ関数gxは、鍵の各対xi,xjただし、xi≠xjについて衝突数が小さくなるように、各サイズがMビットの鍵{x}の領域を、各サイズがNビットの固定されたハッシュ値にマップするただし、N<M。つまり、gxi=gxjでの衝突数は1/2Nに等しい。ハッシュ値は、以下の式のような汎用ハッシュ関数を用いて導出される。gx=axbmodpmod2N式6ただし、pは、p≧2M-1の素数、a={1,2,...,p-1}、b={0,1,...,p-1}である。aおよびbの選択対象の範囲を考慮すると、pp-1個の汎用ハッシュ値がある。かかる関数の集合G={gx}は、一括してハッシュ関数の普遍クラスと呼ばれ、Gxi=Gxjでの衝突数は、多くても|G|/2Nである。ハッシュ値処理の結果では、公的に交換されたビットを最終的な完全秘密鍵が含まないという点で、盗聴者によって傍受されていると想定される公的に交換されたビットが徹底的に切り刻まれhashedoutている。長い秘密鍵110、210が相関しない場合に、エントロピ符号器、またはバロウズ-ホイラーBurrows-Wheeler変換のような優れた圧縮アルゴリズムが、PA処理と併せて使用される必要がありうることに留意されたい。いくつかの事例では、このような符号器を使用すると、よりはるかに単純な手法でも行えるように例えば、特定の出力ビットだけを選択する、ハッシュ関数ベースのPA処理の必要性を除去することもできる。最後に、いくつかの事例では、LDPC符号化を例としてエラー訂正に関して先に説明したように、非システマティック符号ベースの手法が使用される場合に、ハッシュ関数ベースのPA処理が必要ないことに留意されたい。システムの性能を更に向上するために、PAステップの前または後に、弱鍵解析WKAステップを導入することができる。図1および図2に示されるように、WKAプロセッサ112、212は、ランダムに生成された完全に秘密の鍵が、何らかの外因的コンテキストの情報に従って傍受の高い確率を有するというありそうでなくても可能性から、システムを保護する。このような鍵の例は、すべて1、すべて0、または定義された時間内のシーケンスのストリームを含む。システム設計により、特定の基準が選択される。WKAが弱鍵を検出した場合、該当する手順が、この鍵を拒否しプロセスを反復する。ブロック符号化プロセスまたはPAプロセスが、使用されるべき符号/ハッシュ関数のリアルタイム通信を伴う場合、新しい符号/ハッシュ関数を選択することができ、そのプロセスは、同じCIRで反復される。これは、秘密鍵レートを減少させるが、そうでなければ、端末は、新しいCIRが使用可能になるまで待機する必要がある。この秘密鍵レートの減少は、報告されなければならない。上記に概説した手法の主要な特徴は、ランダムシーケンスが、大きなブロックにおいて生成されることである。これらのブロックは、頻繁に更新されることができず、それは、あるブロックは、CIRが先行のブロックとほぼ完全に相関がなくなるまで待機しなければならないためである。しかし、いくつかの状況では、少数の秘密ビットのより一層の頻繁な更新が望まれる。例えば、頻繁に1つずつ出力秘密ビットを共用したブラックボックスを持ちたいことがある。これを達成する1つの方法は、生成された秘密ビットのブロックを取り込み、それらを1つずつ出力することである。別の方法は、少量の秘密ビットを継続的に生成するために、上述のプロセスを修正することである。これは、次のように行うことができる。図1および2の高水準ブロック図をやはり用いる。ただし、ここでは、チャネル推定ユニット101、201は、チャネルの頻繁な推定を行い、CIRポストプロセッサ102、202は、現行の推定値と先行の推定値の間の差分ベクトルを生成する。差分ベクトルは、いくつかの異なる方法で生成することができる。最も単純な方法は、単にCIRの2つの連続する表現の差を取ることである。しかし、これは、通常、それを行うための最も効率的な方法ではない。より良い代替方法は、カルマン予測フィルタのような優れた予測フィルタでCIRを継続的にフィルタリングし、予測された値と実際に観測された値の差を取ることを含む。これらの手法の他の変形形態も使用されうる。CIRが1つの測定値から次の測定値に関連付けられる場合に差を取ることは実用的であり、したがって、差を取ることにより冗長性が除去されることにここでは留意されたい。別の手法では、相関がないことを保証するある周波数でチャネルの独立サンプルを取り、推定値に対し先入れ先出しFIFO手法を取り、次いで、ある間隔で新しい値を伝達して、鍵の継続的更新および変更を可能にする。ここでの主要目的は、所定の時間にわたり最小限の情報を送信して、新しい独立の鍵が所望の周波数で生成されるのを可能にすることである。差分ベクトルは、小さいことが見込まれ、したがって、これのブロック符号化は、あまり効果的ではないはずである。しかし、差分ベクトルのシーケンスを情報ストリームとして見ることもできる。情報ストリームの符号化は、畳込み符号によって効率的に行われ、したがって、システマティック畳込み符号が、上述のシステマティックブロック符号の代わりとして提案される。図4は、図1に示されたブロック符号エンコーダ104に代わって主導トランシーバ100内にあるそのようなエンコーダのブロック図を示す。差分ベクトルシステム401は、標準畳込みエンコーダ402典型的には、XORゲートを有するシフトレジスタに提供され、標準畳込みエンコーダ402は、1つまたはいくつかのパラレルパリティストリームparallelparitystream403を生成する簡単にするために1つを示す。このようなストリームは、通常、所望の秘密性のレベルを維持するために送信されるべきビットよりもはるかに多くのビットを含む。しかし、畳込み符号のレートは、パンクチャリングpuncturingによって効率的に制御されるので、パリティストリーム403は、送信に先立って、所望の送信レート404に従ってパンクチャリングプロセッサ405によってパンクチャリングされる。更に、適用されるパンクチャリングの量を変更することによって、トランシーバ100は、生成されるランダム性の量に対して符号のエラー訂正能力を効率的に交換することができる。ブロック符号を使用する第1の実施形態と同様に、チャネル干渉レベルなどのチャネル条件に畳込み符号化レートを適応させることにより、最適化のレベルを提供する。畳込みエラー符号化を用いたこの実施形態について続けると、システマティック入力が、局所的に生成された差分ベクトルである場合、標準畳込み符号デコーダ例えば、ビタビデコーダViterbidecoderが、トランシーバ200内のパリティビットデコーダ204図2の代わりになる。ブロック符号と同様に、符号の性質は公的に知られると想定され、したがって、符号のファミリが使用されうる。しかし、パンクチャリングまたは反復を用いて非常に効率的にエラー訂正性能と残余の秘密性とを交換することができるので、これを使用する必要はほとんどない。2つのパリティ間のCIR相互性に基づき秘密鍵を生成するための必要な技法を確立したので、これをより広いネットワークに拡張することを次に検討する。先に背景技術で論じたように、問題は、基本的に以下のようである。すべての正当な当事者が同じ鍵を共有することが望ましい。しかし、トランシーバの各対は、固有のCIRを共有するので、このCIRに基づいて完全な秘密性の生成をサポートするのは、まさにこの特性である。トランシーバの各対は、単にそれ自体の固有のCIRを利用し、そして、各対は、それ自体の鍵で終結することが見込まれる。このことは、かかるネットワーク内の共通の情報の伝送を、かなり非実用的なものにするが、それは、異なる鍵で暗号化された同じメッセージが、暗号文の統計的に独立のインスタンスを生じるためである。無線チャネルを介して独立の情報を送信することは、かなり効率が低く、そして、同じ情報を当該のチャネルでブロードキャストする。ここで、私達は、3つ以上の端末のネットワークで同じ鍵を生成するためのいくつかの方法を提案する。汎用ネットワークにおいて全域木に基づく単純な方法は、以下の通りである。ネットワークノードトランシーバがツリーを形成し、ツリー内でない接続のためのリンクCIRは無視される。任意の実現可能な鍵の長さが、何らかの従来の通信方法によって確立され、ここで、実現可能とは、ツリー内で使用される各リンクが、少なくともこのサイズの秘密鍵を生成するために使用可能であることを意味する。接続されたノードの各対は、トランシーバ100および200について上述した様式で、それ自体のCIRに基づいて一時鍵を確立する。これが行われると、ツリーのルートのノードが、それが永久鍵として有するおそらくいくつかの鍵のうちの1つを選択する。次いで、それは、他のすべてのリンクに対して確立された一時鍵を使用して、この秘密鍵を、その子ノードに伝達する。次いで、子ノードが、それらが確立した一時鍵を使用して、永久鍵を更にツリーを下って伝達し、以下同様に行われる。永久鍵がすべての葉ノードに到達すると、ネットワークは、共通の秘密鍵を共有し、共通の秘密通信が可能になる。このような通信は、鍵の配布に対して定義されたツリーに従って行われる必要はない。単一の端末が鍵配布用のサーバの役割をするブロードキャストのシナリオは、ツリーがルートサーバ端末より下に1階層しか有しない上記の事例の特殊な事例であることに留意されたい。このシナリオでは、最も短い一時鍵を、永久鍵とすることができ、この特定の鍵を確立するルートおよび葉ノードは、もはや通信する必要がない。この鍵は、他のノードへそれらの一時鍵を使用してブロードキャストされる。これは最も単純なツリー構成であるが、基地局がルートノードまたは無線LANの自然な選択肢であり、アクセスポイントがルートノードの自然な選択肢である、セルラネットワークなどの集中型ネットワークに大いに適用できる。本発明によるネットワーク生成のためのより洗練された手法は、次の通りである。ノードの各対が、生成された他のすべての秘密鍵から独立した秘密鍵を生成する、ネットワークを検討する。また、生成を行う対以外のノードは、この鍵について知らない。このモデルは、実際にいくつかの事例で適用可能である。1つの例は、ノードがそれらのポイントツーポイントチャネルの固有の特徴を使用して秘密鍵を生成する無線ネットワークである。このようなチャネルの特性の結果として、正当な当事者または敵対者を問わず任意の他のノードが特定の対のチャネルについて持ちうる知識は、通常は無視してよく、したがって、この例のモデルは、ここで直接適用できる。望ましくは、単一の秘密鍵をこのネットワークにおいて配布する。図5は、3ノードネットワーク501および4ノードネットワーク502を示す。Sklが、ノードkおよびlによって共有される秘密鍵を表し、|Skl|がこの鍵の長さであるとする。3ノードネットワーク501から始めると、|S12|>|S13|として、以下の戦略が考えられる。まず、サーバの役割をするノード1が、上述のブロードキャスト手法を用いて、ノード2および3で共同鍵を確立する。2つの鍵の最小サイズの鍵が選択され、長さ|S13|の鍵が得られる。しかし、ノード1および2は、依然として、使用されないままの|S12|-|S13|の長さの残余秘密列を共有する。|S23|が|S12|-|S13|と比べてどうであるかに応じて、ノード2は、これらの残余ビットを使用して、仮定によりS12およびS13から独立しているストリングS23の全部または一部を、送信することができる。したがって、この戦略を用いて、ネットワークは、長さ|S|:|S|=min[|S12|,|S13||S23|]式7の共有鍵を生成することができる。次に、|S12|>|S13|>|S14|である4ノードネットワーク502を検討する。上述の3ノードネットワーク戦略を使用して、ノード2、3、および4は、S12、S13、S14から独立した共通の鍵Sを共有する。次いで、ノード1が、ブロードキャストネットワーク手法を用いて、S14が最も短い列であるためS14を選んで、列S14をノード2および3に配布する。次いで、ノード2は、長さ|S12|-|S14|の未使用の鍵部分を使用して、ノード1に、Sのできる限り多くを提供する。したがって、ネットワークは、ここで、長さ|S|:|S|=min[|S12|,|S14S|]式8の鍵を共有する。この手法を一般化するために、以下の概念が導入される。1からKのインデックスが付けられたk個のノードを有するネットワークを考え、Πが、これらのインデックス上の順列の集合を示すものとする。ポイントツーポイントの秘密鍵レートの集合{Slk}ただし、l≠kが与えられたとすると、ネットワークによって全体として達成可能な秘密鍵レートは、によって下限が限定され、上式において、であり、L2π=|Sππ|式9cである。本発明は、所望に応じて任意のタイプの無線通信システムに実装することができる。例えば、本発明は、任意のタイプの802型システムに実装することができる。本発明はまた、特定用途向け集積回路ASIC、複数の集積回路などの集積回路、論理プログラマブルゲートアレイlogicalprogrammablegatearrayLPGA、複数のLPGA、個別部品、または、複数の集積回路、LPGA、および個別部品の組み合わせに実装してもよい。本発明はまた、WTRU、基地局、アクセスポイント、WLAN端末、ノード、またはセンサの実装として、部分的にあるいはシステムまたはネットワーク全体として、ソフトウェア、ハードウェア、またはデジタルシグナルプロセッサとして実装することができる。本発明は、無線通信システムまたは装置の物理層無線もしくはデジタルベースバンドdigitalbaseband、または物理層におけるセキュリティ層に適用できる。"