專利名稱：容許消息數(shù)據(jù)非順序到達的情況下消息完整性的處理方法
容許消息數(shù)據(jù)非順序到達的情況下消息完整性的處理方法 優(yōu)先權(quán)信息
本非臨時專利申請依據(jù)35U.S.C. 119 (e) ( 2 )要求2006年10月23 日提交的臨時專利申請60/853， 646的優(yōu)先權(quán)，其公開的內(nèi)容在此完全引 入。
背景技術(shù)：
需要加密和消息認證/完整性來提供無線空中接口上的安全性。消息加 密保護消息的保密性，而消息認證保護消息免受篡改。
在消息認證過程中，使用秘密密鑰和消息認證算法的發(fā)射機計算被附 加到消息的短標簽。接收機也基于所述秘密密鑰計算用于接收的消息的標 簽，并且將所計算的標簽與接收的標簽比較。如果標簽相同，則接收機接 受該消息；否則，該消息纟皮丟棄。
現(xiàn)有的消息認證算法，例如，鍵入式散列消息認證碼-安全散列算法 (HMAC-SHA)和密碼塊鏈接中的高級加密標準密碼算法(AES-CBC)， 不允許順序無次序的分組處理，因為它們是串行操作并且要求比特應(yīng)當以 它們祐發(fā)送的順序進行處理。因此，傳統(tǒng)的消息認證方法必須向RAM發(fā) 送數(shù)據(jù)，讓中央處理器(CP)重排序數(shù)據(jù)分組并且重組應(yīng)用分組(消息)， 并且向硬件發(fā)送該應(yīng)用分組以進行消息認證。這顯著增長了總線上的業(yè)務(wù) 量，并且可以顯著增加分組處理中的等待時間。
另外，現(xiàn)有的消息認證算法每次(at a time)在塊上操作。因而，塊 級算法不能在以非塊邊界結(jié)束的消息段上操作。在開始實施消息認證標簽 驗證前，有必要從所有的消息段重組整個應(yīng)用分組
發(fā)明內(nèi)容
在本發(fā)明的示例實施例中，提供了 一種處理應(yīng)用分組用于傳輸?shù)姆椒ǎ?所述方法包括將所述應(yīng)用分組拆分成多個段、創(chuàng)建第一偽隨機比特、以及 基于所述多個段的每個和與所述多個段的每個相關(guān)聯(lián)的所述第一偽隨機比
特的部分生成局部標簽(partial tag)。該方法進一步包括組合包括與所述 應(yīng)用分組的最后段相關(guān)聯(lián)的最后局部標簽的所述局部標簽來創(chuàng)建累加標 簽、基于所述累加標簽和第二偽隨機比特生成認證標簽、存儲所述認證標 簽、以及傳輸包括所述認證標簽的所述多個段。
在另一示例性實施例中，處理所接收的應(yīng)用分組段的方法包括接收包 括認證標簽的應(yīng)用分組的多個段、創(chuàng)建第一偽隨機比特、以瓦基于接收的 多個段的每個和與接收的多個段的每個相關(guān)聯(lián)的所述第一偽隨機比特的部 分生成局部標簽。所述方法進一步包括在存儲器中存儲所述局部標簽、所 述接收的多個段和所述接收的認證標簽、組合所述接收的多個段來創(chuàng)建所 述應(yīng)用分組、組合所述局部標簽來創(chuàng)建計算的標簽、以及基于所述計算的 標簽和所述接收的認證標簽驗證所述應(yīng)用分組的可靠性。


從以下給出的詳細描述和附圖，將更充分地理解本發(fā)明的示例實施例， 僅通過示例方式給出所述附圖，因而，所述附圖不限制本發(fā)明的示例實施 例。
圖1是根據(jù)本發(fā)明示例示例實施例的邏輯加密方法的流程圖； 圖2示出圖1中的實施例的圖例；
圖3示出才艮據(jù)本發(fā)明的示例實施例創(chuàng)建完整性標簽(integrity tag)的 流程圖4A示出圖3中示出的完整性標簽創(chuàng)建方法的圖例；
圖4B示出根據(jù)圖3的方法的累加操作；
圖5示出根據(jù)本發(fā)明的示例實施例用于重傳RLP段的流程圖6示出根據(jù)本發(fā)明的示例實施例解密和在線完整性檢查的流程圖7示出根據(jù)本發(fā)明的示例實施例用于非倍數(shù)塊大小段的局部標簽計算；以及
圖8示出根據(jù)本發(fā)明的示例實施例用于可變長度應(yīng)用分組的局部標簽 計算。
具體實施例方式
應(yīng)當理解，盡管術(shù)語第一、第二、第三等此處可以被用來描述各種單 元、部件、區(qū)域和/或部，這些單元、部件、區(qū)域和/或部不應(yīng)當受這些術(shù)語 限制。這些術(shù)語僅可以被用來區(qū)分一個單元、部件、區(qū)域/或部與另--個
單元、部件、區(qū)^y或部。因而，在不背離本發(fā)明內(nèi)容的情況下，以下討論 的第一單元、部件、區(qū)域或部可以被稱為第二單元、部件、區(qū)域或部。
此處使用的術(shù)語僅用于描述特定示例實施例的目的，不是旨在限制。 如此處所使用的，"一種"、"該"和"所述"可以旨在也包括多個，除 非上下文另外清楚指示。還應(yīng)理解，當在本說明書中使用時，術(shù)語"包括" 說明存在所聲明的特征、整數(shù)、步驟、操作、單元和/或部件，但不排除存 在或添加一個或多個其它特征、整數(shù)、步驟、操作、單元、部件和/或它們 的組。
此處可以參考代表性說明描述示例實施例，所述代表性說明可以是理 想化實施例(和媒介結(jié)構(gòu))的示意性說明。因而，示例實施例不應(yīng)當被解
釋為限于此處說明的特定位置和配置，而是包括其偏差(deviation)。
除非另外定義，此處使用的所有術(shù)語(包括技術(shù)上的和學(xué)術(shù)上的術(shù)語) 具有本領(lǐng)域的普通技術(shù)人員普遍理解的相同意義。進一步將理解，諸如在 普遍使用的字典中定義的那些的術(shù)語，應(yīng)當被解釋為具有與它們在相關(guān)領(lǐng) 域的上下文中的意義一致的意義，而不是在理想化的或過度正式的意義上 被解釋，除非此處明確這樣定義。
本發(fā)明涉及發(fā)射機和接收機之間的消息認證。發(fā)射機可以是任何已知 無線通信系統(tǒng)中任何能夠發(fā)送分組通信的通信設(shè)備。例如，發(fā)射機可以是 移動站、基站等。如將理解的，移動站可以是移動電話、PDA、便攜式計 算機等。接收機可以M射機的任何接收配對物，諸如移動站、基站等。此外，將理解，本發(fā)明可以被應(yīng)用于無線和/或網(wǎng)絡(luò)通信。
為了更好理解消息認證，根據(jù)本發(fā)明實施例，將首先描述消息加密。 并且，為了理解加密，將首先描述無線電鏈路協(xié)議。
無線電鏈路協(xié)議
無線電鏈路協(xié)議(RLP)是在接入終端(AT )(也被稱為移動站)和 接入節(jié)點(AN)(也被稱為基站)之間的無線空中接口上操作的分段和重 組協(xié)議。RLP負責(zé)將應(yīng)用分組分割(分段)成RLP段或分組以便它們可 以經(jīng)過RF鏈路被有效地發(fā)送。此外，RLP還負責(zé)在接收機處重組RLP 段、重排序失序分組、以及在傳輸期間丟失段的情況下重傳。
消息加密
可以在RLP段上實施加密和/或認證/完整性。例如，已知的計數(shù)器 (CTR )加密模式可以被用來加密RLP段。
RLP段，例如要被力口密的消息、數(shù)據(jù)、語音等，通常被稱為明文，而 加密過程的結(jié)果被稱為密文。通常，加密過程涉及在明文上實施加密算法 以獲得密文。諸如數(shù)據(jù)加密標準(DES)、高級加密標準(AES)等的很 多加密算法涉及在加密過程中使用密鑰。加密密鑰是在加密算法中被用來 生成密文的比特序列。加密密鑰在通信的發(fā)送側(cè)和接收側(cè)均是已知的，并 且在接收側(cè)加密密鑰被用來將密文解密成明文。
在無線通信環(huán)境中加密的情況下，涉及加密AN和AT之間被發(fā)送的 信息幀，出現(xiàn)相同信息(即，相同明文)在兩個不同幀期間是否被發(fā)送的 問題。在該情形中，為兩個幀的每個產(chǎn)生相同的密文。同樣地，關(guān)于密文 的信息祐:稱為已泄露了 。為避免可以伴隨這樣泄露的密文發(fā)生的重放攻擊， 已t艮了使用cryptosync (密碼同步)的加密4支術(shù)。cryptosync例如包括 在每次使用cryptosync用于加密后被遞增的計數(shù)值。通過這種方式， cryptosync隨時間改變。在cryptosync的典型用法中，加密算法被應(yīng)用于 cryptosync好像cryptosync是明文一樣。作為結(jié)果的輸出被稱為掩碼。該掩碼然后與用于加密的信息(例如，RLP段)進行異或操作以生成密文。
與加密密鑰一樣，cryptosync在發(fā)送側(cè)和接收側(cè)均是已知的，并且在接收 側(cè)cryptosync ;故用來將密文解密成明文。
應(yīng)用分組加密
為更好理解根據(jù)本發(fā)明實施例的消息完整性，將給出加密應(yīng)用分組方 法當它應(yīng)用于消息完整性時的簡要描述。
圖1是才艮據(jù)本發(fā)明示例實施例的邏輯加密方法的流程圖，圖2示出該 過程的圖例。
在示例性實施例中，假定應(yīng)用分組的無線電鏈路協(xié)議(RLP)段#^ 送用于加密而不與另一應(yīng)用分組的RLP段交錯。僅為了說明目的，還假定 在RLP流的第8000個字節(jié)上發(fā)送768字節(jié)應(yīng)用分組，并且RLP段是4 字節(jié)的倍數(shù)。換言之，RLP段是塊大小的倍數(shù)。如普通技術(shù)人員所理解的， 應(yīng)用分組大小、RLP字節(jié)流、以及RLP段的大小都可以是變化的。
參考圖1和2，發(fā)射機邏輯上將具有768字節(jié)長度的應(yīng)用分組或數(shù)據(jù) 分組拆分成塊大小的倍數(shù)(在步驟S100)，例如，32比特(4字節(jié))明文 塊MrMm。在圖2中示出塊!Vh至M8。
使用具有兩個(2)自變量(輸入)的高級加密標準(AES)，例如密 鑰k和基于字節(jié)數(shù)的cryptosync值，可以在步驟S110創(chuàng)建笫一偽隨機塊 (比特)AESK ( 0， 8000 ) -AESK ( 0， 8016)。在圖2中，標記，即，TYPE (類型)，"0"被用來區(qū)分第一偽隨機比特與其它偽隨機比特。見下文。
更詳細地，第一偽隨機比特AESK (0， 8000)-AESK (0， 8016)可以 被寫為
第一偽隨機比特(OUTPUT (輸出))=AES (k， INPUT (輸入)) AES的cryptosync值(INPUT)可以;陂拆分成兩個部分，TYPE (類 型)(例如，8比特))和COUNTER (計數(shù)器)(例如，64比特)，INPUT 比特的其余部分可以被設(shè)為零。公知的，對特定TYPE值應(yīng)當從不重復(fù) COUNTER值，以4更確保整個INPUT值對AES從不重復(fù)。再次，"TYPE"被用來區(qū)分AES的使用，以創(chuàng)建各種偽隨機比特。為創(chuàng)建第一偽隨機比特， RLP流中的字節(jié)數(shù)可以被用作COUNTER值，因為對特定流從不重復(fù) BYTE—NUMBER (字節(jié)—數(shù))。相應(yīng)地，密鑰k和cryptosync值可以用來 創(chuàng)建128比特輸出。cryptosync值的大小可以是變化的，并且cryptosync 值可以包含例如流ID、復(fù)位計數(shù)器等的其它輸入。以下將提供附加細節(jié)。
接下來，在步驟S120，發(fā)射機在明文塊IV^至Ms上與第一偽隨機比 特AESK (0, 8000 ) -AESK (0， 8016)實施異或操作(XORed )，以創(chuàng) 建如圖2中示出的加密的(密文)塊d-Q。
盡管以上描述了加密RLP段的計數(shù)器(CTR)加密模式，例如輸出 反饋(OFB)模式、密碼反饋(CFB)模式等的其它已知加密方法可以使 用。
消息完整性
一旦應(yīng)用分組，更具體地，RLP段被加密，可以在RLP段上實施根 據(jù)本發(fā)明實施例的完整性過程，以創(chuàng)建用于該應(yīng)用分組的認證標簽。
圖3示出根據(jù)本發(fā)明示例實施例創(chuàng)建完整(認證)標簽的流程圖。圖 4A示出該過程的圖例。為了簡化，術(shù)語密文塊和RLP段將遍及本公開可 互換地使用。
參考圖3，在步驟S200，發(fā)射機創(chuàng)建笫二偽隨機比特Ai。詳細地，再 次4吏用具有兩個(2)自變量(輸入)的高級加密標準(AES)，例如，密 鑰k和基于字節(jié)數(shù)的cryptosync值，可以創(chuàng)建第二偽隨^L比特AESK ( 0， 8000) -AESK (0， 8016)。在圖4A中，標記，即，TYPE (類型)，'T， 被用來區(qū)分第二偽隨機比特與例如第一偽隨機比特的其它偽隨機比特。
更詳細地，第二偽隨機比特AESK (0， 8000)-AESK (0， 8016)可以 被寫為
第二偽隨機比特(OUTPUT) =AES (k， INPUT) AES的cryptosync值(INPUT)可以,皮拆分成兩個部分，TYPE (例 如，8比特))和COUNTER (例如，64比特)，INPUT比特的其余部分可以被設(shè)為零。如一公知的，對特定TYPE值應(yīng)當從不重復(fù)COUNTER 值，以便確保整個INPUT值對AES從不重復(fù)。再次，"TYPE"被用來 區(qū)分AES的使用，以創(chuàng)建各種偽隨機比特。為了創(chuàng)建第二偽隨機比特， RLP流中的字節(jié)數(shù)可以被用作COUNTER值，因為對特定流從不重復(fù) BYTE NUMBER (字節(jié)數(shù))。 例如,
OUTPUT0=AES ( k， TYPE, 0 )是128比特或16字節(jié)長。接下來， OUTPUT [16[=AES ( k, TYPE, 16)也是128比特長，OUTPUT[32=AES (k， TYPE, 32)也是128比特長，等等。
OUTPUT每次;故標注32比特長。相應(yīng)地，
A0= OUTPUT
的第二個4字節(jié)
A2= OUTPUT [O]的第三個4字節(jié)
A3= OUTPUT [O]的最后一個4字節(jié)
A4= OUTPUT[16的第一個4字節(jié)
A5= OUTPUT [16的第二個4字節(jié)
A6= OUTPUT [16的第三個4字節(jié)
A7= OUTPUT [16的最后一個4字節(jié)
A8= OUTPUT [32]的第一個4字節(jié)
A9= OUTPUT [32的第二個4字節(jié)
A10= OUTPUT [32的第三個4字節(jié)
All= OUTPUT [32的最后一個4字節(jié)
結(jié)論
Ai=
OUTPUT的i/4比特部分字節(jié)勤16
//4(ft 32 M part of 0UTW7" 18y花一A/L/M8ER/16
相應(yīng)地，密鑰k和cryptosync值可以用來創(chuàng)建128比特輸出。 cryptosync值的大小可以是變化的，并且cryptosy n c值可以包含例如流ID 、復(fù)位計數(shù)器等的其它輸入。
接下來參考圖3，在圖1的步驟S120創(chuàng)建的每個密文塊(RLP段)被 乘以各第二偽隨機比特Ai以在步驟S210創(chuàng)建局部標簽。
然后在步驟S220，發(fā)射機確定RLP段是否是最后一個RLP段。RLP 段的頭部中的標記可以被設(shè)為指示開始段、中間段或最后段。如果RLP段 不是最后RLP段，在步驟S230,例如32比特局部標簽的局部標簽被發(fā)送 到發(fā)射機中的累加器(未示出)。在步驟S240，發(fā)射機向接收者發(fā)送RLP 段。
如果RLP段是最后RLP段，則在步驟S235，向累加器發(fā)送最后局部 標簽。向累加器發(fā)送最后局部標簽的過程與向累加器發(fā)送非最后局部標簽 的過程相同。如圖4B中所示出的，在向累加器發(fā)送最后局部標簽后，在 步驟S245，通過增加局部標簽創(chuàng)建32比特累加標簽來形成累加標簽。如 將理解的，在每個局部標簽^f皮生成后，局部標簽可以替代地^^皮添加到部分 累加的標簽。然后，在步驟S250,發(fā)射機通過異或累加標簽與第三偽隨機 比特AESk(2，最后字節(jié)數(shù))的最低有效位創(chuàng)建認證標簽，來加密累加標 簽。因為第三偽隨機比特的形成從以上描述中是顯而易見的，為了簡潔， 省略創(chuàng)建第三偽隨機比特的描述。
在步驟S260，在RLP段重傳的情況下，認證標簽也被發(fā)送到存儲器。 在步驟S270，認證標簽被附加到最后RLP段并且被傳輸?shù)浇邮諜C用于解 碼。存儲器可以是RAM或受中央處理器(CP)控制的任何其它存儲設(shè)備， 或者所述存儲設(shè)備可以是專用集成電路(ASIC )的一部分或受專用集成電 路(ASIC)控制。僅對應(yīng)用分組的最后RLP分組，存儲^人證標簽。
可以理解，在不背離由此提供的全部內(nèi)容的情況下，對圖4的實施例 的眾多修改是可4亍的。例如，可以逆序或者并行實施步驟S210和S220。 作為另一例子，可以并行和/或串行實施步驟S260和S270。
重傳
公知的，接收機可以不必接收從發(fā)射機或傳輸者傳輸?shù)乃蠷LP段。接收機為什么可以不必接收所有^X送的RLP段，有很多原因。為了簡潔， 將省略RLP段為什么被丟棄的細節(jié)。如果接收方并非接收所有的RLP段， 則未接收的RLP段可以#^射機重傳。
當發(fā)射機中的中央處理器向硬件發(fā)送RLP段用于傳輸和重傳時，中央 處理器還發(fā)送指示RLP段是否是重傳的比特。請求重傳的過程在本領(lǐng)域中 是已知的，因而為了簡潔將省略其描述。
參考圖5,發(fā)射機或傳輸者在步驟S300接收重傳RLP段的請求。在 步驟S310,發(fā)射機確定重傳請求是用于應(yīng)用分組的最后RLP段還是用于 非最后RLP段。如果請求是用于非最后RLP段，則在步驟S320， RLP 段被加密并且被重傳。
如果在步驟S310,請求是用于應(yīng)用分組的最后RLP段，則在步驟 S330,存儲在CP/RAM中的累加認證標簽被加密并且被附加到最后RLP 段。在步驟S340,被加密的最后RLP段與被加密的認證標簽一起被重傳 到接收機。
作為選項，在步驟S310和S330之間，最后RLP段可以被進一步重 新分割。例如，傳輸者可以基于傳輸條件確定整個最后RLP段應(yīng)當被進一 步拆分成更小的碎片來減輕負載更小的段的每個在不同的時隙上^J^送。 此處，在重傳前，僅更小的碎片的最后一個被附有加密的認證標簽。
解密和在線(inline)完整性檢查
如果接收機完全地接收包括認證標簽的所有RLP段，如果它們^^口 密，接收機必須解密RLP段，并且實施完整性檢查。
圖6示出根據(jù)本發(fā)明示例實施例的解密和在線完整性檢查的方法的流 程圖。此處，"在線，，意味著與等待接收整個RLP段相比，在RLP段被
接收機接收時進行完整性計算。
在所有RLP段被在接收機處接收后，在步驟S400，創(chuàng)建第四偽隨機 比特。如圖4的步驟S200 —樣，AES可以被用來創(chuàng)建第四偽隨機比特。 因為第四偽隨機比特的形成從以上描述中是顯而易見的，為了簡潔，省略創(chuàng)建第四偽隨機比特的描述。
在步驟S410,為接收的RLP段創(chuàng)建局部標簽。所述局部標簽可以是 32比特局部標簽。然后在步驟S420,接收機確定RLP段是否是最后RLP 段。如果RLP段不是最后RLP段，RLP段被解密，并且在步驟S430與 局部標簽一起被發(fā)送到接收機中的存儲器。與發(fā)送機類似，接收機的存儲 器可以是RAM或受中央處理器(CP)控制的任何其它存儲設(shè)備，或者該 存儲設(shè)備可以是專用集成電路(ASIC )的一部分或受專用集成電路(ASIC ) 控制。同樣類似于以上關(guān)于圖3和4描述的步驟，局部標簽創(chuàng)建步驟和確 定RLP段是否是最后RLP段的步驟可以被顛倒。解密方法在本領(lǐng)域是已 知的，因此，為了簡潔，其描述將被省略。
在步驟S420，如果接收機確定RLP段是最后RLP段，則在步驟S440， 最后RLP分組被解密。而且，最后RLP段的局部標簽被與第五偽隨機比 特AESk (2，最后字節(jié)數(shù))的lsb (最低有效位)異或，并且在步驟S440, 與步驟S270的i人證標簽一起被發(fā)送到存儲器。為了簡潔，將省略創(chuàng)建第 五偽隨機比特的說明。另外，對普通技術(shù)人員來說將明顯的是創(chuàng)建第四和 第五偽隨機比特的方法與以上分別描述的創(chuàng)建第二和第三偽隨機比特的方 法相同。
中央處理器(CP)組裝所有的RLP段來形成應(yīng)用分組。CP還添加在 步驟S430和S440接收的所有局部標簽。如果計算的局部標簽的總和等于 接收的認證標簽，則應(yīng)用分組在步驟S450被驗證。
非倍數(shù)塊大小
在以上描述的示例性實施例中，關(guān)于是塊大小的倍數(shù)的RLP段描述了 完整性、加密和解密方法，例如，32比特(4字節(jié))。換言之，所述RLP 段是32比特的標準塊大小。在以下示例實施例中，將描述不是標準塊大小 的RLP分組，例如，不是32比特的倍數(shù)。為了簡潔，將僅描述標準RLP 段塊大小和非標準RLP段塊大小之間不同的那些方面(步驟)。
假定應(yīng)用分組的RLP段不是塊大小的倍數(shù)，例如，不是32比特的倍數(shù)，并且給定比特序號，標識是32比特的倍數(shù)的開始字節(jié)是可行的。 一旦 是32比特的倍數(shù)的開始字節(jié)被標識，可以在32比特值上實施全局散列。
如將被理解的，在"32比特的倍數(shù)"之前的比特和結(jié)束比特必須被適 當管理。不是32比特的倍數(shù)的RLP段在RLP段的開始可以被在先添加為 零，和/或零還可以被附加到RLP段的末端來完成32比特密文塊Ci。例如， 32比特密文可以被寫為多項式t
Ci,a X t" + Ci,b X t" + Ci,c X t8 + Ci,d X t0
因此AjXCi可以被重寫為
Ai x d,a x t24 + Ai x Ci,b.x t化+ Ai x C" x t8 + Ai x Ci,d x t0
可以基于伽羅瓦域(232 )計算加法或乘法，或者其它域可以被用于修 改，例如，在大于32比特的調(diào)制器素數(shù)(modulator prime )上工作。完 整的32比特Ai可以與該塊Ci相關(guān)聯(lián)。
詳細地，并且參考圖7，假定第一RLP段(RLP 1)是7字節(jié)長，這 意味著該RLP段1以3個額外字節(jié)結(jié)束。下一個段，RLP段2，在4字節(jié) 倍數(shù)開始前具有剩余字節(jié)(3字節(jié))。32比特Ci由32比特Ci, a、 Ci, b、 Ci, c和Ci, d組成。相應(yīng)地，C2的3字節(jié)是RLP段1的一部分，并且最后 字節(jié)是RLP段2的一部分。另外，32比特A2被創(chuàng)建，并且被RLP段1 和RLP段2用來創(chuàng)建局部32比特標簽。因而，用于RLP段1的32比特 局部標簽增加
Ai x Ci,a x t24 + Ai x Ci,b x t16 + Ai x Ci,c x t8 并且用于RLP段2的32比特局部標簽增加
Ai X Ci,d X t0
加密和局部標簽創(chuàng)建過程的剩余部分類似于以上關(guān)于圖1-4描述的過 程。另外，以上公開的認證標簽創(chuàng)建、RLP分組的解密、RLP分組的重傳、以及驗證的方法是相同的。見圖5-6及其描述。
可變長度應(yīng)用分組
應(yīng)用分組還可以具有各種字節(jié)長度。相應(yīng)地，現(xiàn)在將給出描述本發(fā)明 的示例實施例如何可以適用于那些應(yīng)用分組的描述。為了簡潔，將僅描述 不同于以上描述的示例實施例的那些方面。
應(yīng)用分組可以具有可變字節(jié)長度。在傳統(tǒng)技術(shù)中，通過包括長度(塊 的數(shù)量)參數(shù)作為通用散列計算的一部分或者作為標簽加密的輸入，具有 可變字節(jié)長度的應(yīng)用分組可以被處理。例如，填充法可以被用于填充最后 部分填充的塊。然而，該方法不能被用于示例性實施例中，因為當RLP段 無序地接收時，長度是未知的。
開始字節(jié)和最后字節(jié)的字節(jié)數(shù)可以被用來替換字節(jié)長度值。CO值可以 被設(shè)為開始字節(jié)的數(shù)量，這可以有助于COxAO項。例如，AO可以是偽隨 機的、預(yù)先計算的以及固定的值，或者AO可以例如是在偽隨機流Ai中的 Al之前的32比特值，并且CO是在應(yīng)用分組之前的開始比特。
假定AO是在偽隨機流Ai中的Al之前的用于任何CO (開始字節(jié)數(shù)) 的32比特值，該C0不是32比特界限的倍數(shù)，AO被設(shè)為在包含開始字節(jié) 數(shù)的塊之前的32比特偽隨機塊。也要求附加步驟用于RLP流的開始，例 如，字節(jié)0、 1、 2和3，因為沒有之前的塊。示意性地，AO可以裙 沒為第 六偽隨機比特AESk(3， O)的最后字節(jié),或者被設(shè)為AO-AESk(l， 264誦1)， 這是在0 mod 264之前的值。要注意的是，RLP流達到26432比特塊實際上 是不可行的。因此，假定輸入到AES的整個字節(jié)數(shù)是64比特。因此，為 了創(chuàng)建局部32比特標簽，CO是開始字節(jié)數(shù)(32比特)；并且AO是在偽 隨機流Ai中的Al之前的32比特掩碼，例如，AO-前AESk(l,…)輸出 比特的最后32比特。如以上所描述的，用于RLP流的開始4字節(jié)的CO 的AO是專門創(chuàng)建的。
當使用第七偽隨機比特AESk (2，最后字節(jié)數(shù))創(chuàng)建加密的標簽(認 證標簽)時，在不同字節(jié)數(shù)結(jié)束的應(yīng)用分組將具有不同的加密標簽。再次，創(chuàng)建第七偽隨機比特的方法可以與以上描述的創(chuàng)建第三和第五偽隨機比特
的方法相同。為了加密標簽，不使用128比特塊數(shù)，而是可以使用精確的 最后字節(jié)數(shù)作為AES輸入。兩個不同的消息可以創(chuàng)建相同的標簽，例如， 32比特倍數(shù)長度消息M，并且該消息M被0字節(jié)緊隨。然而，每個消息 將被不同地加密，因為將為每個消息添加隨機字符串。
對于在非32比特倍數(shù)處開始和結(jié)束但是屬于相同應(yīng)用分組的RLP段， 可以在RLP段的開始字節(jié)處以及還在下一個RLP段的開始字節(jié)處重用 Ai。參考圖8，將描述在非32比特倍數(shù)處結(jié)束的應(yīng)用分組和在非32比特 倍數(shù)處開始的下一個應(yīng)用分組。
RLP分組可以被填充零來完成4字節(jié)Ci。此處，可以對兩個應(yīng)用分組 重用Ai。換言之，在第一應(yīng)用分組的末端處以及再次在第二應(yīng)用分組的開 始處將使用Ai。
基于當前i,第二應(yīng)用分組的開始字節(jié)將繼續(xù)使用4字節(jié)Ai，其中，i 等于(最后字節(jié)勤4)。對于第一應(yīng)用分組的結(jié)束字節(jié)，例如，4X+1、 4X+2 或4X+3字節(jié)，與最后字節(jié)相關(guān)聯(lián)的32比特Ai,即，等于(最后字節(jié)勿4) 的i被使用。
當接收數(shù)據(jù)時，本發(fā)明的示例性實施例允許"即時(on the fly)"消 息認證標簽驗證，而不必等待重組整個應(yīng)用分組。該示例性實施例允許字 節(jié)級加密和認證處理以及無序處理。
顯而易見的是，這樣描述的本發(fā)明示例性實施例在很多方面可以是變 化的。這樣的變化不被被視為背離本發(fā)明，并且所有這樣的修改都包括在 本發(fā)明的范圍內(nèi)。
權(quán)利要求
1.一種處理應(yīng)用分組用于傳輸?shù)姆椒ǎ龇椒ò▽⑺鰬?yīng)用分組拆分成多個段；創(chuàng)建第一偽隨機比特；基于所述多個段的每個和與所述多個段的每個相關(guān)聯(lián)的所述第一偽隨機比特的部分生成局部標簽；組合包括最后局部標簽的所述局部標簽來創(chuàng)建累加標簽，所述最后局部標簽與所述應(yīng)用分組的最后段相關(guān)聯(lián)；基于所述累加標簽和第二偽隨機比特生成認證標簽；存儲所述認證標簽；以及傳輸包括所述認證標簽的所述多個段。
2. 根據(jù)權(quán)利要求l所述的方法，其中，生成所述認證標簽包括 在所述累加標簽和所述第二偽隨機比特上實施異或操作。
3. 根據(jù)權(quán)利要求2所述的方法，其中，所述第二偽隨機比特是第二偽 隨機比特的最低有效位(lsb)。
4. 根據(jù)權(quán)利要求l所述的方法，進一步包括 通過在所述多個段上與第三偽隨機比特的各部分實施異或操作創(chuàng)建密文塊，來加密所述多個段。
5，根據(jù)權(quán)利要求4所述的方法，其中，使用具有密鑰k和crptosync 值的高級加密標準(AES)創(chuàng)建所述第一、第二和第三偽隨^/L比特。
6. 根據(jù)權(quán)利要求5所述的方法，其中，所述局部標簽的生成包括 用第四偽隨機比特去乘所述應(yīng)用分組的開始字節(jié)數(shù)，所述第四偽隨機比特使用具有密鑰k和crptosync值的AES被創(chuàng)建，所述crptosync值是 在所述應(yīng)用分組之前的字節(jié)數(shù)。
7. 根據(jù)權(quán)利要求l所述的方法，進一步包括 接收重傳所述多個段的最后段的請求； 將所述存儲的認證標簽附加到所述多個段的最后段；以及重傳所述最后段和所述認證標簽。
8. 根據(jù)權(quán)利要求7所述的方法，進一步包括 將所述最后段重新分割成多個段；并且其中 所述重傳傳輸所述多個碎片和所述認證標簽。
9. 根據(jù)權(quán)利要求l所述的方法，其中，所述多個段的每個是塊大小的 倍數(shù)。
10. 根據(jù)權(quán)利要求1所述的方法，其中，如果所述多個段不是塊大小 的倍數(shù)，所述方法進一步包括標識是塊大小的倍數(shù)的段；以及實施下面的至少一個，用零在先添加所述塊大小倍數(shù)段的開始以及用 零附加所述塊大小倍數(shù)段的末端。
11. 一種處理接收的應(yīng)用分組段的方法，包括 接收包括認證標簽的應(yīng)用分組的多個段； 創(chuàng)建第一偽隨機比特；基于接收的多個段的每個和與接收的多個段的每個相關(guān)聯(lián)的所述第一 偽隨才幾比特的部分生成局部標簽；在存儲器中存儲所述局部標簽、所述接收的多個段和接收的認證標簽； 組合所述接收的多個段來創(chuàng)建所述應(yīng)用分組； 組合所述局部標簽來創(chuàng)建計算的標簽；以及基于所述計算的標簽和所述接收的認證標簽驗證所述應(yīng)用分組的可靠性。
12. 根據(jù)權(quán)利要求11所述的方法，其中，使用具有密鑰k和crptosync 值的高級加密標準(AES)創(chuàng)建所述第一偽隨機比特。
13. 根據(jù)權(quán)利要求ll所述的方法，進一步包括 為接收的所述多個段的最后段創(chuàng)建最后局部標簽；以及 在所述局部標簽上與第二偽隨機比特的最低有效位(lsb)實施異或操作。
14. 根據(jù)權(quán)利要求13所述的方法，其中，使用具有密鑰k和crptosync值的高級加密標準(AES)創(chuàng)建所述第二偽隨機比特。
15.根據(jù)權(quán)利要求ll所述的方法，進一步包括 接收所述多個段的最后段的重傳； 為接收的所述多個段的最后段創(chuàng)建最后局部標簽；以及 在所述局部標簽上與第二偽隨機比特的最低有效位(lsb)實施異或操
全文摘要
本發(fā)明的一個示例性實施例公開了一種處理應(yīng)用分組用于傳輸?shù)姆椒?，該方法包括將所述?yīng)用分組拆分成多個段、創(chuàng)建第一偽隨機比特、以及基于所述多個段的每個和與所述多個段的每個相關(guān)聯(lián)的所述第一偽隨機比特的部分生成局部標簽。該方法進一步包括組合包括與所述應(yīng)用分組的最后段相關(guān)聯(lián)的最后局部標簽的所述局部標簽以創(chuàng)建累加標簽、基于所述累加標簽和第二偽隨機比特生成認證標簽、存儲所述認證標簽、以及傳輸包括所述認證標簽的所述多個段。
文檔編號H04L9/32GK101529798SQ200780039355
公開日2009年9月9日 申請日期2007年10月22日 優(yōu)先權(quán)日2006年10月23日
發(fā)明者S·帕特爾 申請人:朗訊科技公司