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JPH0652518B2 - セキュリティ・システムおよびその管理方法 - Google Patents

セキュリティ・システムおよびその管理方法

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Publication number
JPH0652518B2
JPH0652518B2 JP2293801A JP29380190A JPH0652518B2 JP H0652518 B2 JPH0652518 B2 JP H0652518B2 JP 2293801 A JP2293801 A JP 2293801A JP 29380190 A JP29380190 A JP 29380190A JP H0652518 B2 JPH0652518 B2 JP H0652518B2
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Application number
JP2293801A
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マイケル クロース デビッド
エス．カウンティンホ ロイ
ディーン マーフィー ケビン
デーモン スナブリー ジェームス
ロバート ゼムポル ケニス
Original Assignee
アメリカン テレフォン アンド テレグラフ カムパニー
Priority date (The priority date 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 date listed.)
Filing date
Publication date
Family has litigation
First worldwide family litigation filed litigation Critical https://patents.darts-ip.com/?family=23721656&utm_source=google_patent&utm_medium=platform_link&utm_campaign=public_patent_search&patent=JPH0652518(B2) "Global patent litigation dataset” by Darts-ip is licensed under a Creative Commons Attribution 4.0 International License.
Application filed by アメリカン テレフォン アンド テレグラフ カムパニー filed Critical アメリカン テレフォン アンド テレグラフ カムパニー
Publication of JPH03158955A publication Critical patent/JPH03158955A/ja
Publication of JPH0652518B2 publication Critical patent/JPH0652518B2/ja
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    • G07F7/10—Mechanisms actuated by objects other than coins to free or to actuate vending, hiring, coin or paper currency dispensing or refunding apparatus by coded identity card or credit card or other personal identification means together with a coded signal, e.g. in the form of personal identification information, like personal identification number [PIN] or biometric data
    • G07F7/1008—Active credit-cards provided with means to personalise their use, e.g. with PIN-introduction/comparison system
    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
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    • G—PHYSICS
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Description

【発明の詳細な説明】 ［産業上の利用分野］ 本発明は、セキュリティ施設へのアクセスを許可するシ
ステム、特に、確認手続きに関する。
［従来の技術］ われわれは、思いやりのある文明人へと成長し続けてい
るけれども、未だに旧式の方法、すなわち、盗みによっ
て、金銭を得ようとする人々が存在する。従って、同様
の旧式の方法、すなわち、錠と鍵によって財産を保護す
るのはよい考えのように思われる。しかし不幸なこと
に、多くの泥棒は、旧式の保護方法をくぐり抜ける熟練
技を獲得しており、常にもっと高度な企てをたくらんで
いる。こうした熟練技は容易に獲得されるものではな
く、多大な学習と精励とを必要とし、もしも適切に導か
れれば、ずっと大きな報酬につながるものである。しか
し、金銭を得る以上のことが問題である。知的挑戦のス
リルが重要な要素である。例えば、政府や企業のコンピ
ュータ・システムにエントリしようとしている「ハッカ
ー」の数を見れば分かる。彼らは、盗みのためではな
く、単に、のぞき回ってちょいといたずらをして、彼ら
の腕前を誇示し、おそらくおまけにソフトウェア「バ
グ」を組み込みさえする、というだけなのである。挑戦
は、セキュリティ施設を提供する人々に対しても存在す
る。すなわち、エントリしようとしているすべての無許
可の人々を排除し、同時に、許可された人々および施設
管理者の双方にとってできる限り便利なように確認手続
きを実行するということである。このような目標はしば
しば互いに両立しない。
パスワードの使用は、アクセス・セキュリティを実施す
るためには、おそらく最も簡単で費用のかからない技術
である。さらに、パスワードは比較的容易に変更するこ
とができる。しかし、パスワードにはいくつかの問題が
ある。パスワードが長期間にわたって固定されると、そ
れを推測する機会は増える。また、パスワードがあまり
に頻繁に変更されると、正当なユーザがそれを忘れてし
まう。さらに、パスワードがインタフェースを通して伝
送されると、適当なモニタ装置によって誰かに傍受され
る可能性がある。
ある周知のシステムは、共通シークレット・コードが２
つの装置（鍵および錠）のそれぞれに記憶される。シー
クレット・コードは、各装置に利用可能な乱数と論理的
に組み合わされ、その結果の数が確認のために互いに比
較される。この技術はさまざまなデータ通信システムで
一般的に使用されている（例：インテル社(Intel Corpo
ration)の２７９１６ＫＥＰＲＯＭTMキー・アクセス(Ke
yed Access)ＥＰＲＯＭに関する、１９８５年２月１８
日のエレクトロニクス・ウィーク(Electronics Week)の
“Locking Up System Security”参照）。都合の良いこ
とに、シークレット・コード自体は決して伝送される必
要がないので、電子侵入者は、インタフェース信号をモ
ニタしても、後続のチャレンジへの正当な応答を知るに
は不十分な乱数データ（チャレンジ）および修正乱数デ
ータ（応答）しか分からない。残念ながら、この技術は
すべての鍵に同一のシークレット・コードを記憶してい
るため、紛失した鍵または盗難にあった鍵を選択的に取
り消すことができない。
電子システム内の個人情報をみだりに変更することを防
ぐ１つの方法は、暗号システム（すなわち、その情報に
アクセスする権利をもたない人にとって理解できない、
従って使用できないように、情報の暗号化、または変換
を行う方法）の使用である。理想的には、情報の変換は
非常に複雑で、そのプロセスを逆にたどるのは、盗聴者
の経済的手段を超えている。従って盗聴者は、記憶され
ている情報の秘密性を侵すだけでなく、偽造、汚損、窃
盗にかかわることになる侵入者になろうとはしない。公
開キー暗号方式として知られている一般的な技術は、２
つのキー……１つは情報をエンコードし、もう１つはそ
れをデコードする……に依存している。これらのキー
は、逆変換を指定するために使用されるという意味で、
関連しているが、一方のキーから他方を導くのは計算上
不可能である。この場合、キーのうちの１つは、このよ
うなシステムのセキュリティを危険にさらすことなく、
改善された便利さのために公開される。セキュリティ施
設にエントリしようとしている無許可の人々を排除する
という挑戦に公開キー方式を適用した場合、エントリし
ようとする人は、個人キーを使用してメッセージを暗号
化（確認）する。暗号化されたメッセージの受信者は、
受信したメッセージをもとのテキストに変換するため
に、発信者の公開キーを使用して、そのメッセージを解
読する。このようなシステムについての説明は、「公開
キー暗号方式の数学(The Mathematics of Public-Key C
ryptography)」と題された、サイエンティフィック・ア
メリカン(Scientific American)１９７９年８月号のマ
ーチン・Ｅ．ヘルマン(Martin E． Hellman)による論
文にある。公開キーシステムの例は、「インテリジェン
ト・カードの保護システム(Protection System for Int
elligent Cards)」に対してＳ．Ｂ．ワインスタイン
(S．B．Weinstein)に提出された米国特許第４，４５
３，０７４号に開示されている。残念ながら、公開キー
システムにおいては、暗号化されたメッセージの受信者
は、セキュリティ施設へのエントリの権利をもつすべて
の人々の公開キーを含むデータベースを保守しなければ
ならない。
１つの特に有望なシステムは、確認手続き中に確認装置
とデータを交換するスマート・カードとともにパスワー
ドを使用している。スマート・カードは、プロセッサお
よびメモリを有することに注意すべきである。スマート
・カードは、携帯用で、しばしば従来のクレジット・カ
ードの形をしている。スマート・カードの所持者に、パ
スワードを記憶するように要求することによって、セキ
ュリティは向上する。このパスワードは、スマート・カ
ードに送られて、スマート・カードが確認装置とデータ
交換可能にすることができ、または、パスワードは直接
確認装置自身に送られることもできる。いずれの場合に
も、２つの条件、すなわち、何かがユーザの頭の中にあ
り、何かがユーザの手の中にあることが満足されなけれ
ばならない。
ある周知のシステムでは、各スマート・カード内に識別
（ＩＤ）番号を記憶し、この番号は、確認手続きを開始
するために、確認装置に伝送される。確認装置は、その
ＩＤ番号を精査し、それが現在有効なＩＤ番号に対応し
ているかどうかを判定し、その結果が肯定的であるとき
のみ確認手続きを開始する。このようなシステムは、米
国特許第４，４７１，２１６号に開示されている。個人
の識別番号はさらに融通性（例：失効日をＩＤカードそ
のものに組み込むことができる）を向上させる可能性を
提供するが、各個人のＩＤ番号を確認装置に記憶するこ
とは、大きなメモリ空間を必要とする。例えば、各が８
ビットの長さの２５０００人のユーザ・キーを記憶する
と、２００キロバイトのメモリが必要となる。さらに、
新たなスマート・カードが発行されるたびに、確認装置
のメモリはそれを認識するように更新されなければなら
ない。これは、例えば、確認装置が部屋または建物への
アクセスに関連して使用されるような分散システムにお
いては特に実用的でない。確認装置が、容易に更新され
るホスト・コンピュータを含む場合でさえ、すべてのＩ
Ｄ番号をその中に記憶することは、セキュリティの観点
から望ましくない。その理由は、何者かがそのコンピュ
ータに侵入する方法を発見した場合、それらのＩＤ番号
が危険にさらされるからである。
［発明の概要］ セキュリティ・システムは、例えばスマート・カードの
ような携帯用物体、および、その携帯用物体と電気的に
相互作用してセキュリティ施設へのアクセスを統制する
確認装置を有する。識別番号（ＩＤ）ｎが確認装置に提
示され、確認装置は暗号化アルゴリズムＥ１を使用し
て、その識別番号をシークレット・コードＳｎに変換す
る。確認装置はまた、チャレンジ番号Ｃを発生し、この
チャレンジ番号は携帯用物体に伝送される。携帯用物体
にはシークレット・コードＳｎおよび暗号化アルゴリズ
ムＥ２が記憶されており、これらはチャレンジ番号Ｃと
ともに応答信号Ｒｎを生成する。確認装置には暗号化ア
ルゴリズムＥ２が記憶されており、これはシークレット
・コードＳｎおよびチャレンジ番号Ｃとともに、応答信
号Ｒ′ｎを生成する。ＲｎとＲ′ｎとの好ましい比較で
あることが、セキュリティ施設へのアクセスのために必
要である。
本発明の一実施例では、Ｅ１とＥ２は、第１の２進数を
第２の２進数に変換する相異なるマスタ・ストリング
（シークレット・キー）を使用する同一のプロセスであ
る。しかし、侵入者にとって、暗号化アルゴリズムの知
識は、マスタ・ストリングを決定するには不十分であ
る。本発明では、例として、Ｅ１およびＥ２の実現にデ
ータ暗号化規格（ＤＥＳ）を使用している。
本発明の望ましい実施例では、チャレンジ番号Ｃは６４
ビットの乱数である。このような番号は一般的に繰り返
しがなく、その予言不可能な性質のためにセキュリティ
を向上させる。
本発明は、情報、現金、および施設への物理的なエント
リを含むいくつもの保護された財産のうちの１つへのア
クセスを、インタフェースを通しての秘密情報の伝送を
必要とせずに統制するという効果を有する。重要なこと
は、本発明は、保護された財産へのアクセスの権利をも
つ各ユーザに関する識別情報を記憶し、管理する必要が
ないことである。
本発明の特徴は、多くのシークレット・コードがスマー
ト・カード内に容易に記憶され、各シークレット・コー
ドは、相異なる施設へのアクセス、または、セキュリテ
ィ侵害の際（例：マスタ・ストリングが知られてしまっ
た場合）の同一の施設へのバックアップ・アクセスを可
能にする。セキュリティが侵害された状況では、単に新
しいマスタ・ストリングを使用することによって、確認
装置において新しいシークレット・コードを導出するこ
とができる。このような新しいシークレット・コード
は、各スマート・カードの発行の際に予防策としてすで
に記憶されていたものであってもよい。従って、セキュ
リティが危険にさらされても、新しいスマート・カード
が発行される必要はない。
［実施例］ 一般論 第１図には、修正されたフロー・チャートの形で本発明
の特徴を例示した図が示されている。鍵と錠という機械
的相似物が、第１図に関して有用である。その理由は、
スマート・カード５００は鍵として機能し、確認装置７
００は錠として機能するからである。確認プロセスは、
スマート・カードおよび確認装置の両方の動作を必要と
するため、各部分に付随した動作は、本発明を理解する
上で読者を補助するために分離して説明される。本発明
の実施において必要ではないが、スマート・カードの所
持者に、スマート・カードにパスワードを入力するよう
に要求することによって、セキュリティが向上する。こ
のパスワードは、スマート・カードが、確認装置７００
に個人識別番号（ＩＤ）ｎを伝送することによって確認
プロセスを開始することを可能にする。一方、スマート
・カードの所持者は、確認装置７００に（ＩＤ）ｎを直
接伝送することもできる。いずれの場合においても、以
下のステップにより確認プロセスを記述する。（１）
（ＩＤ）ｎのような信号の受信に応答して、ボックス７
４０はその信号を認識し、チャレンジ番号の発生を開始
する。さらに、シークレット・コードＳｎが暗号化アル
ゴリズムＥ１（ボックス７３０）および提示された個人
識別番号（ＩＤ）ｎを使用して生成される（ボックス７
１０）。（２）チャレンジ番号Ｃが発生され（ボックス
７５０）、スマート・カード５００へ伝送され、内部的
に使用される（ボックス７２０）。注意すべき点は、チ
ャレンジ番号Ｃの発生を開始するためには有効なＩＤ番
号は必要でないことであって、この点は、ＩＤ番号の秘
密性を保護する助けとなる。（３）スマート・カード５
００および確認装置７００（ボックス５６３およびボッ
クス７２０）の両方は、チャレンジ番号への応答（それ
ぞれ、ＲｎおよびＲ′ｎ）を計算する。シークレット・
コードＳｎ及び暗号化アルゴリズムＥ２はスマート・カ
ードおよび確認装置の両方に含まれており、それらの応
答は、比較（ボックス７６０）した場合に同一であるべ
きである。（４）ブロック７７０は、提示された（Ｉ
Ｄ）ｎが紛失した、または、盗難にあったカードに対応
しているかどうか検査することによって、システム管理
者に対する不都合を最小にして、さらにセキュリティを
向上させる。このようなカードのリストはおそらく小さ
く、ほとんど更新されない。以上のステップがすべて首
尾よく完了すると、例えば、コンピュータへのアクセス
が許可され、ドアが開かれ、クレジット取引が有効とな
り、または、現金が引き渡される。
これらのさまざまなボックスは、第１図に示されている
ように、特定の装置内に存在する必要はない。例えば、
多くのアプリケーションでは、チャレンジ番号発生器
は、スマート・カード内に配置されることができるが、
それでも本発明の利点は保たれる。実際に、以下で説明
される同等者間確認アプリケーションでは、各スマート
・カードは、チャレンジ番号発生器、応答番号を比較す
る手段、および、マスタ・ストリングを含むＥ１アルゴ
リズムを有する。さらにユーザ・インタフェース１００
はスマート・カード５００または確認装置７００内に組
み込むことができる。有効なＩＤ番号のリストが確認装
置内に記憶されている必要はないということが重要な利
点である。最初に（ＩＤ）ｎからＳｎを生成するために
使用される暗号化アルゴリズムＥ１だけが記憶される必
要があることで十分である。
スマート・カード５００のメモリ・ボックス５５０内に
は、上で識別された、そのカードに唯一の個人識別番号
（ＩＤ）ｎが記憶されている。また、ボックス５５０内
には、１個以上のシークレット・コードＳｎおよび暗号
化アルゴリズムＥ２も記憶されている。
シークレット・コードＳｎは、カードの外部からアクセ
スすることができないメモリ内に記憶された複数の２進
数から構成される。さらに、Ｓｎは、カード発行者によ
ってＩＤ番号が最初に割り当てられたときに、メモリ内
に書き込まれる。Ｓｎは、特定の個人識別番号（ＩＤ）
ｎと関係しており、その関係は関数Ｓｎ＝Ｅ１（ＩＤ）
ｎによって表される。これが意味することは、暗号化ア
ルゴリズムＥ１は、それぞれの唯一の個人識別番号を、
唯一のシークレット・コードに写像するということであ
る。実際的には、シークレット・コンピュータ・プログ
ラムが入力信号（ＩＤ）ｎを出力信号Ｓｎに変換する。
この特定の変換の使用によって、個々のＩＤ番号を記憶
する必要が除去される。この点に関しては以下でさらに
詳しく説明する。
暗号化アルゴリズムＥ２は、マイクロプロセッサによっ
て実行されるコンピュータ・プログラムである。これ
は、シークレット・コードＳｎおよび入力２進データ信
号Ｃの両者に応答して、出力２進データ信号Ｒｎを発生
する。Ｒｎの計算はボックス５６３内に示されている。
ただし、Ｃはチャレンジ番号、Ｒｎは応答である。セキ
ュリティを向上させるためには、チャレンジおよび応答
を多数回観察した侵入者が、両者の関係を決して知るこ
とがないように、Ｃは大きな繰り返しのない番号にすれ
ばよい。しかし、ＣおよびＳｎが有限である限り、限定
された侵入者がすべてのチャレンジに対する正確な応答
を知ることは理論的には可能である。それにもかかわら
ず、適当な長さ、例えば、６４ビットのシークレット・
コードでは、およそ１８×１０18個の可能な唯一のシー
クレット・コードの組合せが存在する。毎秒１００億個
の相異なる組合せを試行するコンピュータ援用ロックピ
ックでさえも、すべての組合せを検査するのに５７年か
かる。この期間は、もし付加的な遅延が、例えば１秒
間、チャレンジと応答の間に導入されれば、ずっと長く
することができる。例として（本発明を制限するもので
はない）、Ｃは乱数、擬似乱数、または、タイム・クロ
ック（年：月：日：時：秒：１０分の１秒など）でもよ
い。
ボックス７７０には、紛失した、または、盗難にあった
カードのＩＤ番号と、失効した、または、何らかの理由
でもはや施設へのアクセスが許可されないＩＤ番号が記
憶されている。都合の良いことに、確認装置は、提示さ
れたＩＤ番号が許可されないものであることを最初に
「知って」いたとしても、全プロセスが完了するまで施
設へのアクセスは拒否されない。従って、潜在的な侵入
者には最小限の情報しか与えられない。無許可のＩＤ番
号のリストを記憶することによって、詐欺による被害を
最小にする個別化が可能となる。無許可のＩＤ番号を増
加させる動機はほとんどまたはまったく存在しないが、
一方、許可されたＩＤ番号のリストを不正に増加させる
誘惑は大いに存在する。本発明は、その誘惑を除去して
いる。
データ暗号化規格（ＤＥＳ） 暗号化アルゴリズムの目的は、秘密情報（データ）を、
そのメッセージの解読方法を知る人以外のすべての人に
対して読むことができない形に変換することである。１
つの簡単な技術は、各文字に対して、アルファベットの
１文字を他の１文字と置換することからなる。しかし、
このような暗号化は、素人の侵入者でさえ比較的に解読
し易い。さらに複雑な技術が、厄介な解読専門家の先を
行くために何年にもわたって現れており、その技術は、
たいへん優れているために、暗号化信号を解明しようと
することがもはや意味がないというところまで発展して
いる。広く受け入れられているこのような技術の１つは
データ暗号化規格（ＤＥＳ）であり、これは、特殊目的
の電子装置において実現することを意図されたものであ
る。１９７７年に、国立標準局（現在ＮＩＳＴ）はＤＥ
Ｓを連邦規格として発行し、国立セキュリティ庁(Natio
nal Security Agency)はその規格を使用した新製品を認
定した。本発明へのＤＥＳの適用に関する比較的簡単な
説明が以下で述べられるが、さらに分かりやすい取扱い
は、「データ暗号化規格の仕様(Specifications for th
e Data Encryption Standard)」と題された、１９７７
年１月１５日の連邦情報処理規格出版第４６号（ＦＩＰ
Ｓ４６）に述べられている。
ＤＥＳは、暗号化および解読のキーが同一かつ秘密であ
る、秘密キー方式である。ＤＥＳは６４ビットのブロッ
クのデータに作用し、１６段階のアルゴリズムを通し
て、６４ビットの暗号文として出力される。暗号化は、
キー……暗号化または解読を実行する前にアルゴリズム
に入力されなければならない文字列……の適切な管理に
大きく依存している。本発明は解読を必要としないが、
２つの暗号化された信号の比較に依存している。暗号化
アルゴリズムＥ１およびＥ２はそれぞれＤＥＳを使用し
て暗号化を実現しているが、データ・ブロックおよびキ
ーは別のソースから得られる。ＤＥＳについての簡単な
説明の後、その本発明への適用について説明する。
ＤＥＳ暗号化計算法において実行される連続した演算を
例示するフロー図が第２図に示されている。入力ボック
ス２０１は、６４ビットの２進数順序集合（ベクトル）
からなり、その順序は、トランプのシャフルと類似の動
作で、周知のパターンに従って再配列（置換）される。
置換された６４ビットのブロックは次に、トランプのカ
ットと類似の動作で、それぞれ３２ビットからなる２つ
のボックス２０３（Ｌ０）および２０４（Ｒ０）に分割
される。次に、この時点でトランプのシャフルとの類似
性はうまくいかなくなるが、数学的演算（２を法とする
加算）および２０６（暗号関数ｆ）がキーＫとともに導
入される。Ｋ１，………，Ｋ16の値は、１６個の相異な
る所定のスケジュールに従って選択され、各Ｋｎは６４
ビットのキーから選択された４８ビットの順序集合から
なる。
完全のために、暗号関数（ｆ）の演算が第３図に示され
ており、ｆ（Ｒ，Ｋ）の計算が図式的にレイアウトされ
ている。この図において、Ｅは、入力として３２ビット
のブロックをとり、出力として４８ビットのブロックを
生じる関数を示す。Ｅ関数は、ボックス２０２の最初の
置換と非常に類似しているが、今の場合いくつかのビッ
トは１回以上使用されている。これらの４８ビットのブ
ロックは、第３図では３０３および３０４と表されてい
るが、ボックス３０５において、２を法とする（排他的
論理和）加算によって結合される。選択関数Ｓ１，
Ｓ２，………，Ｓ８は、６ビットの入力信号をとり、Ｓ
１関数を示す第４図に示されたような所定の選択表に従
って４ビットの出力番号を生じる。例えば、Ｓｉがこの
表で定義された関数であり、Ｂが６ビットのブロックで
ある場合、Ｓｉ（Ｂ）は以下のように決定される。Ｂの
最初および最後のビットは、２進法で、０から３までの
数を表す。その数をｉとする。Ｂの中間の４ビットは、
２進法で、０から１５までの数を表す。その数をｊとす
る。表で、第ｉ行第ｊ列の数を調べる。それは０から１
５までの数であり、４ビットのブロックで一意的に表さ
れる。そのブロックが、入力Ｂに対するＳi の出力Ｓi
（Ｂ）である。従って、入力０１１０１１に対し、行は
０１（すなわち、第１行）であり、列は１１０１（すな
わち、第１３列）によって決定される。第１行第１３列
には数５があり、出力は０１０１となる。選択関数
Ｓ１，Ｓ２，………，Ｓ８は、上記の出版物ＦＩＰＳ４
６の付録にある。
もう一度第３図を参照すると、置換関数Ｐが３０６で表
され、３２ビットの入力から、同じくＦＩＰＳ４６に示
された表Ｐに従って入力ブロックのビットを置換するこ
とにより、３２ビットの出力（３０７）を生じる。
暗号化アルゴリズムＥ１およびＥ２ ここでは、ＤＥＳは、（ＩＤ）ｎをＳｎに変換するため
に使用される暗号化アルゴリズムＥ１に適用される。ス
マート・カードが発行された場合、そのメモリ内にはす
でにＳｎが記憶されているということに注意する。第９
図を参照すると、暗号化アルゴリズムＥ１によって使用
される６４０ビットのシークレット・データからなるマ
スタ・ストリングの構造が例示されている。マスタ・ス
トリングは、それぞれ６４ビットのデータをもつ、１０
個の別々の文字（０〜９の数字でアドレス可能）と解釈
される。ＩＤ番号は６個の数字のブロックからなり、そ
れぞれ０から９までのある値をとる。以下の例では、暗
号化アルゴリズムＥ１は、示されているような方法で
（ＩＤ）ｎ（例として、３２７４６８とする）に演算す
る。第１の演算では、ＤＥＳ暗号化計算法に従って、マ
スタ・ストリングの第３文字がマスタ・ストリングの第
２文字と結合される。この演算はｄ（３，２）と表され
る。ただし、３はデータ・ブロックとして扱われ、２は
キーとして扱われる。実行される演算は第２図に示され
ており、マスタ・ストリングの第３文字に対応する６４
ビットの数は入力２０１として使用され、マスタ・スト
リングの第２文字に対応する６４ビットの数はＫとして
使用され、出力２１０は、第２の演算で使用される６４
ビットの数（Ａと表す）である。
実行される第２の演算は、ＡがＤＥＳ暗号化計算法に従
ってマスタ・ストリングの第７文字と結合されるという
ことを除いては、第１の演算と類似している。この演算
はｄ（Ａ，７）で表される。ただし、Ａは入力２０１と
して使用される６４ビットの数であり、マスタ・ストリ
ングの第７文字に対応する６４ビットの数は、Ｋとして
使用される。実行される演算は第２図に示されており、
出力２１０は、第３の演算で使用される６４ビットの数
（Ｂと表す）である。
以上の演算は、（ＩＤ）ｎのすべての数字が使用される
まで継続する。最後の演算ｄ（Ｄ，８）は、シークレッ
ト・コードＳｎとして使用される６４ビットの数を生じ
る。従って、この例では、暗号化アルゴリズムＥ１は、
（ＩＤ）ｎの数字をマスタ・ストリングの文字を指示す
るために使用している。ＤＥＳ暗号化計算法は、これら
のシークレット・キーを、周知の、しかし、不可逆な方
法でシャフルし、Ｓｎを発生する。
次に、ＤＥＳは、ＳｎおよびＣを応答番号Ｒｎ（スマー
ト・カード内）、または、Ｒ′ｎ（確認装置内）に変換
するために使用される暗号化アルゴリズムＥ２に適用さ
れる。ＳｎおよびＣはそれぞれ６４ビットの数からなっ
ているため、第２図に示された暗号化計算法に理想的に
適合している。実際、ＳｎおよびＣは上記のＤＥＳ暗号
化計算法（第２図参照）に従って「シャフル」され、今
度は出力ボックス２１０は、ＲｎまたはＲ′ｎで表され
る６４ビットの数を含む。これらの数はその後比較さ
れ、それらが同一である場合、スマート・カードは確認
されたと判断される。以上では、ＤＥＳ暗号化計算法が
例示的に示されたが、その他の、より高いまたはより低
い複雑性を有する暗号化計算法が、本発明の技術思想か
ら離れることなく、使用されることができる。
チャレンジ番号発生器 適当なチャレンジ番号を発生する多くの技術が存在す
る。理想的には、これらの番号は長く、予言不可能で、
繰り返しがなく、ランダムである。ある周知の技術で
は、電子なだれダイオードのような、その平均ｄｃ出力
電圧が０であるノイズ源の極性を周期的にサンプリング
している。上記のように、チャレンジ番号発生器７５０
（第１図）は、与えられたアプリケーションで保証され
るセキュリティの度合いに応じて、乱数、擬似乱数、ま
たは、予言可能な数さえも発生する。１つのチャレンジ
番号発生器が第１１図に示されており、これはそのシリ
アル・データ出力から擬似乱数を発生する。この発生器
は６４段シフト・レジスタからなり、その出力はそのさ
まざまな段と２を法として（排他的ＯＲゲート１１１、
１１２を介して）結合され、発生器の入力にフィードバ
ックされる。シリアル・データ出力パターンは非常に長
い（６４ビットのすべての可能な組合せを発生すること
ができる）が、結局はそのパターンを繰り返す。それに
もかかわらず、チャレンジ番号が必要でないときにクロ
ック速度を加速することによって、６４ビットのどの特
定の組合せが次に発生されるかを予言することは非常に
困難となる。
チャレンジ番号のランダム性は、第２図に示されたＤＥ
Ｓ暗号化計算法を使用することによってさらに改善され
る。ここで、第１１図に示された擬似乱数発生器のパラ
レル・データ出力（Ｘ０，………，Ｘ63）が、第２図の
入力２０１として使用され、一方シークレット・マスタ
・ストリングの１つの文字がＫのさまざまな値を得るた
めに使用される。Ｋ１，………，Ｋ16の値は１６個の相
異なる所定のスケジュールに従って選択され、各Ｋｎは
６４ビットのキーから選択された４８ビットの順序集合
からなるということを想起すべきである。ＤＥＳを実現
するために必要なソフトウェア、または、使用される特
定の暗号化アルゴリズムは、すでにスマート・カードお
よび確認装置の両方に組み込まれているので、それをチ
ャレンジ番号の発生に関して使用することは、費用効率
がよい。実際、ＤＥＳがチャレンジ番号の形成に使用さ
れる場合、新たなチャレンジ番号が必要になるたびにレ
ジスタをインクリメントすれば十分であり、その番号
を、Ｘ０，………，Ｘ63の代わりに、第２図の入力２０
１として使用すればよい。
スマート・カード 次に、第５図を参照すると、本発明によるスマート・カ
ード５００および読み出し／書き込み装置９００のブロ
ック図が示されている。米国特許第４，７９８，３２２
号にはさらに詳しく示されているが、ここでは簡単な説
明を行う。スマート・カード５００に配置された主要素
は、マイクロプロセッサ５６０、電気的消去可能プログ
ラマブル読み出し専用メモリ（ＥＥＰＲＯＭ）５５０、
アナログ・インタフェース回路５４０、トランス９２０
の２次側巻線５２１、および、コンデンサ極板５４１〜
５４４である。
マイクロプロセッサ５６０は、中央処理装置、ならび
に、ランダム・アクセス・メモリおよび読み出し専用メ
モリの形のメモリ手段を有する。インテル社(Intel Cor
poration)から利用可能な部分番号８０Ｃ５１のような
マイクロプロセッサが適切なプログラミングとともに使
用される。内部読み出し専用メモリによるファームウェ
ア制御のもとで動作して、マイクロプロセッサ５６０は
ＥＥＰＲＯＭ５５０へのデータ、および、アナログ・イ
ンタフェース回路５４０を介して読み出し／書き込み装
置９００へのデータをフォーマットする。ＥＥＰＲＯＭ
は多くの供給元から利用可能であり、それらの多くは、
「エレクトロニクス(Electronics)」誌、第５９巻第７
号（１９８６年２月１７日）４０〜４１ページの、Ｊ．
ロバート・ラインバック(J.Robert Lineback)による“A
re EEPROMS Finally Ready to Take Off?”と題された
記事で言及されている。データは、動作電源が加えられ
ている間は、繰り返しＥＥＰＲＯＭに書き込み、また
は、ＥＥＰＲＯＭから読み出して使用することができ
る。動作電源が除去されると、ＥＥＰＲＯＭ内のデータ
に加えられた変更は保持され、スマート・カード５００
が再び電源を加えられたときに引き出すことができる。
アナログ・インタフェース回路５４０は、スマート・カ
ード５００を読み出し／書き込み装置９００とインタフ
ェースする手段を備えている。アナログ・インタフェー
ス５４０内には、読み出し／書き込み装置９００とデー
タを交換するための、コンデンサ５４１〜５４４に応答
する回路が存在する。カード５００を動作させる電源
は、誘導性伝導によって、トランス９２０の２次側巻線
５２１によって受容され、アナログ・インタフェース回
路５４０に供給される。このトランスは、２次側巻線５
２１が、読み出し／書き込み装置９００内の１次側巻線
９２１と結合されるときに形成される。トランス９２０
は、都合良く、トランス１次側巻線９２１と２次側巻線
５２１の結合を増加するために、読み出し／書き込み装
置内にフェライト・コア９２２を有する。さらに結合効
率を増加するために、第２のこのようなコア５２２もま
たトランス９２０内に含まれることがある。１次側巻線
９２１は、電源９３０によって１．８４３２ＭＨｚで駆
動され、この動作は、特に、１９８９年１月３１日に発
行された米国特許第４，８０２，０８０号に説明されて
いる。
読み出し／書き込み装置９００内でアナログ・インタフ
ェース回路９４０は、マイクロプロセッサ９６０の制御
下でデータをスマート・カード５００と交換する。コン
デンサ極板９４１〜９４４は、スマート・カード５００
内の対になるコンデンサ極板５４１〜５４４と向かい合
って並んでいる。入力／出力シリアル・データ・インタ
フェース９５０は、基本的には、マイクロプロセッサ９
６０内に都合良く含まれることができる万能非同期受信
送信機（ＵＡＲＴ）である。このＵＡＲＴは、適切に配
置されたアプリケーション局９９０と外部的に通信する
ために使用される。
アプリケーション局９９０は、読み出し／書き込み装置
９００と相互作用することができるさまざまな種類の
局、端末、またはマシンのうちの１つであり、それらの
局はそれが管理する財産、例えば、現金、家屋へのアク
セス、コンピュータ内の情報、電話呼出に対するクレジ
ット認可、または、品物の購入などへのアクセスを選択
的に許可するためのものである。アプリケーション局に
は、第１図に示された確認手続きを実行するための計算
手段が格納されている。読み出し／書き込み装置９００
はアプリケーション局９９０の一部であることもあり、
そのマイクロプロセッサ９６０は、十分なメモリを備え
ている場合、確認手続きを実行するのに適している。ア
プリケーション局にはまた、錠を開いたり、現金を出す
ための適当なハードウェアが格納されている。このよう
なハードウェアは、そのアプリケーション局が関係する
当業者には周知である。以上の適用例のうちのいくつか
についての説明を以下で行う。
適用例 コンピュータ・アクセス・セキュリティ・システム 第６図には、コンピュータ・アクセス・セキュリティ・
システムにおける本発明の１つの適用例が示されてい
る。このシステムでは、端末局１０１および１０２は、
ユーザが確認される限りにおいて、ホスト・コンピュー
タ６００へのアクセスを許可する。ある状況では、ユー
ザは、ホスト・コンピュータ６００へのアクセスの権利
があるかどうかを確認するために、スマート・カード５
０１を端末セキュリティ・サーバ（ＴＳＳ）６１０に挿
入する。モデム６４１および６４３は、ディジタル信号
を公衆交換ネットワーク６５０に伝送するのに適合させ
るためにしばしば必要となる。ホスト地点では、ホスト
・セキュリティ・サーバ（ＨＳＳ）６３０は、ホスト・
スマート・カード５０３とともに、許可されたユーザだ
けにアクセスを許可する。この適用例では、ＴＳＳ６１
０は第５図に示されたような読み出し／書き込み装置９
００を有し、これはスマート・カード５０１と相互作用
して、スマート・カードと特定のアプリケーション局の
間で電気信号を交換する。ユーザは、端末局１０１を介
してスマート・カード５０１にパスワードを伝送し、こ
れがＨＳＳ６３０およびホスト・スマート・カード５０
３との確認プロセスを開始する。確認アルゴリズムおよ
びマスタ・ストリングを、ホスト・コンピュータ内にで
はなくスマート・カード５０３内に記憶することによ
り、セキュリティは向上する。スーパーユーザはホスト
・コンピュータ６００内に記憶されたシークレット・コ
ードにアクセスすることができるが、ホスト・スマート
・カードはアクセスを許可または拒否することだけがで
きるように設定されている。カード５０３内の秘密情報
は、入力されたあとは誰も使用することができない。個
人ユーザＩＤ番号は本発明においては記憶される必要が
ないので、最小の記憶装置で非常に多くのユーザの確認
を取り扱うことが可能である。適当なサイズ、例えば２
０４８バイトのＥＥＰＲＯＭを使用したスマート・カー
ドでこの仕事は十分である。この適用例で実行される確
認プロセスは、ＤＥＳまたは他の適切な暗号化計算法を
使用した上記のものと同じである。
このシステムの変形には、ＴＳＳ６１０がポータブル・
セキュリティ・サーバ（ＰＳＳ）６２０によって置換さ
れた状況が含まれる。この場合、ユーザは識別番号（Ｉ
Ｄ）ｎを端末局１０２にタイプする。（ＩＤ）ｎはつづ
いて、ホスト・スマート・カード５０３を有するＨＳＳ
６３０に伝送される。ＨＳＳ６３０はチャレンジ番号を
返し、それは端末局１０２に表示される。次にユーザ
は、このチャレンジ番号を、キー６２２を使用してＰＳ
Ｓ６２０に入力する。ＰＳＳ６２０には、シークレット
・コードＳｎおよび暗号化アルゴリズムＥ２を記憶した
スマート・カード５０２が含まれている。スマート・カ
ード５０２はチャレンジ番号に対する応答Ｒｎを計算
し、それを液晶ディスプレイ６２１に表示する。その
後、ユーザは端末局１０２にＲｎを入力し、ホスト・コ
ンピュータ６００へのアクセスを待つ。明らかに、各端
末局１０１、１０２は現在ＴＳＳ６１０またはＰＳＳ６
２０に格納されている装置を含むことができる。
家屋アクセス・セキュリティ・システム 本発明の重要な適用例は、高度のセキュリティが要求さ
れる従来のドア・ロックおよび機械的キーとの置換に関
する。この適用例では、スマート・カードが有用であ
る。その理由は、スマート・カードは、選択的に無効に
することができ、所定の時間内だけの使用に適合してい
るからである。さらに、スマート・カードは、ある日に
発効し、または失効するようにプログラムすることがで
きる。本発明は、このような分散システムでは特に好ま
しい。その理由は、もはや権利のないユーザに関する情
報は各錠に通信されなければならないが、新たに許可さ
れた各ユーザの定義は各錠に通信される必要はないから
である。国立の遠距離通信ネットワークの重要な接合点
を制御しているマイクロ波「ハット(hut) 」のセキュリ
ティは非常に重要である。このような地点は、容易に複
製される機械的なキーよりも厳重な保護が保証される。
家屋アクセス・セキュリティ・システムの例が第７図に
示されており、これは本発明のもう１つの適用例を例示
している。ドア８３０は、部屋や建物のような保証され
た地点への入口である。外側ハンドル８５０は通常錠と
しての動作はせず、単に、錠が開いたときにドアを押し
たり引いたりするのが便利なように備えられている。ボ
ルト・アセンブリは、内側ハンドル（図示せず）によっ
て駆動され、ドア・ジャムに位置する受座９９５と組み
合う突出部８４０を有する。第７図の実施例では、受座
が作動して、ドアの開閉を許可する。その代わりに、ド
ア内のボルトが本発明に従って制御されてもよい。錠８
００は壁８２０のドア・ジャムに隣接して位置し、電子
キーを挿入するためのスロット８１０を有する。
次に第８図には、この特定の適用例をサポートするため
に必要なハードウェアが、詳細に図示されている。アク
セスするためには、ユーザはまずキー５００（スマート
・カード）を錠８００のスロット８１０（第７図参照）
に挿入する。キー５００が読み出し／書き込み装置９０
０と接触すると、第５図に関して説明されたように、確
認が開始される。ユーザは、ユーザ・インタフェース１
００上のスイッチ１２０を使用してパスワードを入力
し、これは読み出し／書き込み装置９００を介してキー
５００に転送される。入力されたパスワードがキー５０
０のメモリ５５０に記憶されたパスワードと一致した場
合、キーは識別番号（ＩＤ）ｎをアプリケーション局９
９０、特に、第１図に関して説明された確認手続きを実
行する確認装置７００へ伝送する。キーが確認された場
合、プロセッサ７６０は、リレー・ドライバ７７０へパ
ルスを発し、これはリレー７８０を作動させて接点Ｋ１
を閉じる。こうして電源が電気受座９９５に加えられ、
ドアを引いて開けることが可能になる。この機能を実行
するために適切な変換器は、フォルガー・アダム社(Fol
ger Adam Co.)によって製造されているモデル７１２電
気受座で、これは０．３アンペアで１２ボルトＤＣを必
要とする。ドア通行許可に関する情報が、ユーザ・イン
タフェース１００のディスプレイ１１０上でユーザに伝
えられる。このような情報は、システムを使用するため
のプロンプトや、キーが無効になっているというメッセ
ージや、パスワードを再入力するようにというメッセー
ジを含むこともある。プロセッサ７６０は暗号化アルゴ
リズムＥ１及びＥ２、ならびに、紛失した、または、盗
難にあったキーのリスト、ならびに、ある期間中施設へ
のアクセスを許可されているＩＤ番号を記憶するメモリ
を有する。このような情報は、適当にコマンドを入力さ
れた場合に、ユーザ・インタフェース１００に伝えら
れ、表示されることができる。
多重シークレット・コード 本発明によれば、スマート・カードは、複数の確認装置
に関係して、各装置が相異なるユーザのアクセスを許可
するような状況で使用される。このことは、各スマート
・カード内に複数のシークレット・コードを記憶するこ
とによって可能となる。これは、単一のキー・リングに
いくつもの相異なる鍵を付けることによく似ている。ど
のシークレット・コードを使用するかという情報は、チ
ャレンジが伝えられたときにスマート・カードへ伝達さ
れる。望ましい実施例では、チャレンジＣが６４ビット
（８バイト）の乱数からなっていたことを想起すべきで
ある。第１０図に示されているように、付加的な１バイ
ト（ヘッダ）がチャレンジに加えられ、これがスマート
・カードのメモリ内に記憶されているシークレット・コ
ードＳｎのうちの１つを選択する。ここで、ヘッダは、
チャレンジへの正確な応答のために使用される個々のシ
ークレット・コードのアドレスに対応する。８ビットの
ヘッダは２５６個の相異なるシークレット・コードを表
現することができ、それらの多くは、単一の確認装置の
セキュリティを向上させるために使用することができ
る。おそらく、非常に高度のセキュリティ・アプリケー
ションでは、２個または３個の相異なるチャレンジが発
行されることもある。６４ビットの乱数データが必要で
ない状況では、チャレンジ番号のさまざまなビット位置
が、使用される特定のシークレット・コードを識別する
ために使用されることができる。
同等者間確認 多くの状況では、一方の身分が他方の満足するように確
認された後に秘密情報を交換しようと望む２社の間で、
確認が行われることが望ましい。本発明はこの点に関し
ても有用である。その理由は、全員の識別番号を記憶す
る必要がないからである。しかし、各スマート・カード
は、チャレンジ信号を発生し、シークレット・コードＳ
ｎならびに暗号化アルゴリズムＥ１およびＥ２を記憶
し、応答番号ＲｎとＲ′ｎを比較しなければならない。
スマート・カード５００および確認装置７００の組み合
わされた機能が今度は単一の、より強力なスマート・カ
ード内に含まれることを除いては、確認は第１図の手続
きと同様の方法で行われる。第１のスマート・カードが
自分自身を第２のスマート・カードに対して確認した
後、第２のスマート・カードが自分自身を第１のスマー
ト・カードに対して確認する。このことは、第１のユー
ザに対し、第１のユーザが正しい宛先に到達したことを
保証し、ならびに、第２のユーザに対し、アクセスを要
求している人がその権利をもっていることを保証する。
各スマート・カードが今度はシークレット・マスタ・ス
トリングをもっているので、セキュリティは潜在的に弱
くなっている。しかし、マスタ・ストリングはメモリか
ら引き出すことができず、試行錯誤によって普通の時間
内に決定することはできない。
ここまで、さまざまな特定の実施例が開示され提案され
たが、本発明の技術思想と技術的範囲内で他の実施例も
可能であることは明らかである。さらに、本発明の変更
および変形が可能であり、それらは、以下のものを含
み、しかも、以下のものに制限されるものではない。
（ｉ）スマート・カードは、任意の便利な形をした携帯
用装置である。（ｉｉ）上で開示された非接触インタフ
ェースは、外部汚染物質および放電に対して高い抵抗性
を有するが、スマート・カードは金属的接点を有しても
良い。（ｉｉｉ）チャレンジ番号は、乱数である必要は
なく、秘密性を有する必要さえないが、セキュリティの
低下は避けられない。（ｉｖ）暗号化アルゴリズムＥ１
およびＥ２はＤＥＳほど複雑でなくてもよく、排他的Ｏ
Ｒゲートからなるハードウェアで実現するだけでもよ
い。
なお、特許請求の範囲に記載された参照番号は、発明の
容易なる理解のためで、その範囲を制限するよう解釈さ
れるべきではない。
【図面の簡単な説明】
第１図は、本発明を実施する際に実行されるさまざまな
ステップを示したフロー図、 第２図は、データ暗号化規格の暗号化の計算のフロー
図、 第３図は、データ暗号化規格で使用されるｆ（Ｒ，Ｋ）
の計算を示したブロック図、 第４図は、データ暗号化規格で使用される選択表Ｓ１を
示す図、 第５図は、スマート・カードの主要機能の構成要素およ
びそれらの一般的な相互接続を示すブロック図、 第６図は、本発明によるコンピュータ・アクセス・セキ
ュリティ・システムにおける本発明の使用を示した図、 第７図は、本発明による家屋アクセス・セキュリティ・
システムにおける本発明の使用を示した図、 第８図は、第７図とともに使用されるドア・ロックの機
能要素を示す図、 第９図は、暗号化プロセスで使用されるマスタ・ストリ
ングの構造を示した図、 第１０図は、暗号化プロセス中に使用されるシークレッ
ト・コードの選択に関する情報を含むチャレンジ信号の
構造を示した図、 第１１図は、チャレンジ番号発生器として使用されるの
に適した擬似乱数発生器を示す図である。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ケビン ディーン マーフィー アメリカ合衆国，46236 インディアナ インディアナポリス，ミドル ドライブ 6021 (72)発明者 ジェームス デーモン スナブリー アメリカ合衆国，46142 インディアナ グリーンウッド，ノース ブリューワー ストリート 262 (72)発明者 ケニス ロバート ゼムポル アメリカ合衆国，07920 ニュージャージ ィ ランドルフ，センター グローブ ロ ード 44 アパートメント エフ 26 (56)参考文献 特開 昭61−262889（ＪＰ，Ａ) 特開 平１−202047（ＪＰ，Ａ)

Claims (10)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】セキュリティ施設へのアクセスを制御する
    システムであって、このシステムが携帯用物体（例：５
    ００）、および、前記携帯用物体と前記施設の間でデー
    タを転送する手段を有し、 前記施設が、 暗号化アルゴリズムＥ１およびＥ２を記憶するメモリ手
    段と、 チャレンジ番号（Ｃ）を発生する手段（例：７５０）
    と、 前記施設へのアクセスを要求している特定の携帯用物体
    （例：５００）を識別する識別信号（ＩＤ）ｎ、およ
    び、暗号化アルゴリズムＥ１に応じて、シークレット・
    コード（Ｓｎ）を発生する手段と、 前記チャレンジ番号（Ｃ）、前記シークレット・コード
    （Ｓｎ）および暗号化アルゴリズムＥ2 に応じて、第１
    応答信号（Ｒ′ｎ）を発生する手段（例：７２０）と、 前記第１応答信号（Ｒ′ｎ）を、前記携帯用物体によっ
    て発生された第２応答信号（Ｒｎ）と比較し、さらにそ
    の比較が好ましい場合に許可信号を発する手段（例：７
    ６０）とを有し、 前記携帯用物体（例：５００）が、 前記シークレット・コード（Ｓｎ）および前記暗号化ア
    ルゴリズムＥ２を記憶するメモリ手段（例：５５０）
    と、 前記シークレット・コード（Ｓｎ）、前記施設から受信
    した前記チャレンジ番号（Ｃ）、および、暗号化アルゴ
    リズムＥ２に応じて、第２応答信号（Ｒｎ）を発生し、
    それを前記施設へ伝送する手段とを有することを特徴と
    するセキュリティ・システム。
  2. 【請求項２】前記施設がさらに、 前記セキュリティ施設へのアクセスが許可されていない
    識別番号のリストを記憶する手段と、 識別番号の記憶されたリストと、前記施設へのアクセス
    を要求している特定の携帯用物体を識別する前記識別信
    号との間の対応を判別し、この対応が存在した場合に前
    記施設へのアクセスを拒否する手段（例：７７０）とを
    有することを特徴とする請求項１記載のセキュリティ・
    システム。
  3. 【請求項３】前記シークレット・コード（Ｓｎ）を発生
    する前記手段（例：７１０）が、前記識別信号およびシ
    ークレット・マスタ・ストリングに共に応じて、暗号化
    アルゴリズムＥ１に従った所定のステップ列を実行する
    第１プロセッサを有することを特徴とする請求項１記載
    のセキュリティ・システム。
  4. 【請求項４】前記第１応答信号を発生する前記手段
    （例：７２０）が、前記シークレット・コード（Ｓｎ）
    および前記チャレンジ番号（Ｃ）に共に応じて、暗号化
    アルゴリズムＥ２に従った所定のステップ列を実行する
    第１プロセッサを有することを特徴とする請求項１記載
    のセキュリティ・システム。
  5. 【請求項５】前記第２応答信号を発生する前記手段
    （例：５６３）が、前記シークレット・コードおよび前
    記チャレンジ番号に応じて、暗号化アルゴリズムＥ２に
    従った所定のステップ列を実行する第２プロセッサを有
    することを特徴とする請求項１記載のセキュリティ・シ
    ステム。
  6. 【請求項６】暗号化アルゴリズムＥ１が、データ暗号化
    規格に従ってデータ暗号化するプロセスであることを特
    徴とする請求項３記載のセキュリティ・システム。
  7. 【請求項７】暗号化アルゴリズムＥ２が、データ暗号化
    記載に従ってデータを暗号化するプロセスであることを
    特徴とする請求項５記載のセキュリティ・システム。
  8. 【請求項８】前記チャレンジ番号が、ほとんどランダム
    であることを特徴とする請求項１記載のセキュリティ・
    システム。
  9. 【請求項９】携帯用電子装置（例：５００）の正当性を
    検査し、前記携帯用電子装置が正当である場合にセキュ
    リティ施設へのアクセスを許可するセキュリティ・シス
    テム管理方法において、 暗号化アルゴリズムＥ１およびＥ２を記憶するステップ
    と、 前記施設へのアクセスを要求している特定の携帯用電子
    装置を識別する識別信号（ＩＤ）ｎを受信するステップ
    と、 前記識別信号を入力として使用する暗号化アルゴリズム
    Ｅ１に従ってシークレット・コード（Ｓｎ）を発生する
    ステップと、 チャレンジ番号（Ｃ）を発生し、それを前記携帯用電子
    装置に伝送するステップと、 前記シークレット・コードおよび前記チャレンジ番号を
    入力として使用する暗号化アルゴリズムＥ２に従って第
    １応答信号（Ｒ′ｎ）を発生するステップと、 前記第１応答信号（Ｒ′ｎ）を、前記携帯用電子装置に
    よって発生された第２応答信号（Ｒｎ）と比較するステ
    ップと、 前記比較が好ましい場合に前記セキュリティ施設へのア
    クセスを許可するステップとを有することを特徴とする
    セキュリティ・システム管理方法。
  10. 【請求項１０】前記施設へのアクセスを許可されていな
    い識別番号のリストを記憶するステップと、 受信された識別信号が、そのようなアクセスを許可され
    ていない識別番号のリストに記憶された識別番号に対応
    した場合に、前記施設へのアクセスを拒否するステップ
    とをさらに有することを特徴とする請求項９記載のセキ
    ュリティ・システム管理方法。
JP2293801A 1989-11-09 1990-11-01 セキュリティ・システムおよびその管理方法 Expired - Fee Related JPH0652518B2 (ja)

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