智能卡數(shù)據(jù)傳輸t1傳輸協(xié)議及詳解

智能卡數(shù)據(jù)傳輸 T 1 傳輸協(xié)議類別：消費電子 閱讀：883 T1 傳輸協(xié)議是智能卡的異步半雙工通信協(xié)議。它立足于國際標(biāo)準(zhǔn) ISO/IEC 7816-3。EMV規(guī)范也和此協(xié)議 有關(guān)。T1 協(xié)議是面向字組的協(xié)議，這就是說一個字組是卡和終端之間可以傳輸?shù)淖钚?shù)據(jù)單元。 這項協(xié)議以嚴(yán)格的層次劃分為特點，可作為數(shù)據(jù)鏈路層歸入 OSI 參考模型中。在這種意義上，層次劃分也 就意味著數(shù)據(jù)指向較高的層次，諸如應(yīng)用層，并可完全由數(shù)據(jù)鏈路層透明地處理。除了這一層直接和所傳輸 的數(shù)據(jù)的內(nèi)容的解釋與修改有關(guān)之外，不再需要別的層次。特別是報文的安全性需要嚴(yán)格地遵守層次劃分，只有這樣才能使用戶加密的數(shù)據(jù)通過接口而不必求助于復(fù) 雜的方法或技巧。目前，T=1 是惟一的國際智能卡協(xié)議可以使安全數(shù)據(jù)得以在其所有變型的情況下傳輸而沒 有任何問題或危及其安全性。傳輸?shù)倪^程開始于卡送出 ATR 之后，或在成功執(zhí)行了 PTS 之后。第 1 個字組由終端發(fā)送，下一個則由卡發(fā)送 。于是，通信按此方式繼續(xù)，發(fā)送權(quán)在終端與卡之間輪換。順便提及，T1 協(xié)議的應(yīng)用不限于智能卡終端的通信，它被用于多種終端和它們與之相連的計算機間交 換有用的數(shù)據(jù)和控制數(shù)據(jù)。數(shù)據(jù)傳輸率對任何協(xié)議自然都是一個最令人感興趣的方面，表 1 列出了 T=1 協(xié)議傳輸某些典型命令的時間。表 1 T=1 傳輸協(xié)議對某些典型命令的數(shù)據(jù)傳輸時間（時鐘頻率為 3.5712MHz，分頻值為 372，X0R 差錯檢測碼，每條命令有 2 位停止位和 8位數(shù)據(jù)字節(jié)，C命令 ，R= 應(yīng)答） 1，字組結(jié)構(gòu) 所傳送的字組實質(zhì)上用于兩種不同的目的，其中之一是透明傳輸?shù)膽?yīng)用專用數(shù)據(jù)，另一個則是傳輸協(xié)議控 制數(shù)據(jù)或?qū)鬏敳铄e的處理。傳輸?shù)淖纸M由開始的組頭字段，信息字段和最后的組尾字段組成，組頭和組尾字段是強制性的，必須總是 發(fā)送的。相反，信息字段是可選的，它含有應(yīng)用層的數(shù)據(jù)，它可能是發(fā)送給智能卡的命令 APDU 或是來自卡的 應(yīng)答 APDU。傳輸字組的結(jié)構(gòu)如圖 1 所示。 圖 1 T1 傳輸字組的結(jié)構(gòu) 在 T=1 中有三種基本的不同類型的字組：信息字組、接收確認(rèn)字組和系統(tǒng)字組。信息字組（I 字組）用于透 明地交換應(yīng)用層的數(shù)據(jù)。接收確認(rèn)字組（R字組），它不含有任何數(shù)據(jù)字段，被用于對接收的認(rèn)可或否認(rèn)。 系統(tǒng)字組（S 字組）用于和協(xié)議本身有聯(lián)系的控制信息，取決于特定的控制信息，它們可能有一個信息字段 。2組頭字段 組頭字段含有三個子段：結(jié)點地址（NAD），協(xié)議控制字節(jié)（PCB）和長度（LEN），它為三字節(jié)長并含有對 實際傳輸字組的控制和指針數(shù)據(jù)。這三個子段的編碼見表 2表 5。1）結(jié)點地址 NAD（Node ADdress） 組頭字段的第 1 個字節(jié)被稱為結(jié)點地址（NAD ）字節(jié)，它含有字組的目標(biāo)和源地址，它們的每一個用三位編 碼，如果未用地址，則有關(guān)位置為 0。此外，為了和老的微控制器相容，對 EEPROM 或 EPROM 的編程電壓提供了 控制。然而，這一點沒有實際應(yīng)用，因為現(xiàn)在的所有智能卡微控制器在芯片內(nèi)都有一個電荷泵。表 2 結(jié)點地址（NAD 字段）2）協(xié)議控制字節(jié) PCB（ Protocol Control Byte） 接著結(jié)點地址的子段是協(xié)議控制字節(jié)（PCB）。如同名字所暗示，它用來控制和管理傳輸協(xié)議，這就增加了 所需的編碼數(shù)量，PCB字段主要用來編碼字組類型，以及有關(guān)的補充信息。表 3 I 字組的 PCB 字段表 4 R 字組的 PCB 字段表 5 S 字組的 PCB 字段3）長度 LEN（LEngth Field） 字節(jié)的長度字段（ LEN）以十六進(jìn)制的形式指明信息字段的長度，其值可為00至FE 。編碼FF目 前未用而留各未來擴充之用。3，信息字段 在 I 字組中，信息字段起著應(yīng)用層數(shù)據(jù)（OSI 第 7 層）的集裝箱的作用。此字段的內(nèi)容被完整而透明地傳送， 這就是說此內(nèi)容由傳輸協(xié)議直接送出，而不經(jīng)任何分析或評估。在 S 字組中，這個字段傳送關(guān)于傳輸協(xié)議的數(shù)據(jù)，這是此字段的內(nèi)容用于傳輸層的惟一情形。按照 ISO 標(biāo)準(zhǔn)，信息字段的大小范圍為00至FE（254）字節(jié)，F(xiàn)F（255）被 ISO 為未來應(yīng)用而保 留。終端和卡可以有不同大小的 I 字段。終端 I 字段的缺省大小為 32 字節(jié)的接口設(shè)備信息字段大?。↖nf。 rmation Field Size for the interface Device），它可以通過特殊的 s 字段來改變，這個 32 字節(jié)的缺省值 也適用于卡的卡信息字段大小 IFSC（Information Field Size for the Card），但它可由 ATR 中的一個參 數(shù)來修改。在實踐中，對于終端和卡二者，I 字段的大小在 50140 字節(jié)之間。4，組尾字段 這個字段在字組的末尾傳送，含有一差錯檢測碼，是由字組中前面所有的字節(jié)算得的。計算使用的要么是 縱向冗余檢測 LRC（Longitudinal Redundancy Check）要么是循環(huán)冗余檢測 CRC（ Cyclic Redundancy Check ）。所用方法必須在 ATR 的接口字符中予以規(guī)定。如果沒有規(guī)定，則隱含地約定使用 LRC 法。否則，根據(jù) ISO 3309 就進(jìn)行 CRC 計算。所用除法多項式和 V.41 的推薦是一樣的， G(X)=X16+X12+X5+1。兩種差錯檢測碼只能用 于差錯檢測，它們不能校正一個字組差錯。單字節(jié)的縱向冗余校驗和是串行級聯(lián)所有字組中前面的字節(jié)經(jīng) X0R 算出的。這項計算可以執(zhí)行得非常之快，而 它的實現(xiàn)也用不了多少代碼。通常，它的執(zhí)行是在數(shù)據(jù)傳輸或接收時進(jìn)行的，它實際上是所有實現(xiàn)的 T=1 的標(biāo) 準(zhǔn)部分。使用 CRC 方法產(chǎn)生的差錯檢測碼比起相對簡單的的 X0R 校驗和來要產(chǎn)生遠(yuǎn)為高得多的差錯檢測概率。然而，在 實際上這個方法目前幾乎從來都未被使用過，因為它實現(xiàn)起來是高代碼強度的而且很慢。此外，組尾字段要擴 充為 2 字節(jié)，它進(jìn)一步降低了傳輸率。5發(fā)送和接收序列計數(shù)器 在 T=1 協(xié)議中的每個信息字組有一個在 PCB 字節(jié)中的僅有 1 位的發(fā)送序列號。它按模 2 增量，這就是說它在 0 和 1 之間交替。發(fā)送序列計數(shù)器也被稱作 N（S）。協(xié)議開初的開始值為 0，終端和智能卡的計數(shù)器是相互獨立地增 量的。發(fā)送序列計數(shù)器的主要目的是支持對于重發(fā)接收到的有差錯字組的請求，因為各個數(shù)據(jù)字組能由 N（S ）毫不 含糊地尋址。6，等待時間 在數(shù)據(jù)傳輸時，定義了不同的等待時間以提供發(fā)送方和接收方可以在精確規(guī)定的最小和最大時間區(qū)間內(nèi)的不 同處理。它們也提供了規(guī)定的方法去結(jié)束通信，以便防止在出差錯情況下的死鎖。標(biāo)準(zhǔn)中對所有這些等待時間 都規(guī)定了缺省值，但可以修改它們以提高傳輸率，修改值是在 ATR 的特定接口字符中指明的。1）字符等待時間（CWT） 字符等待時間的定義是字組內(nèi)相連兩字符開始邊之間的最大區(qū)間，如圖 2 所示。接收方在每一開始邊處啟動一 減數(shù)定時器，以字符等待時間作為初始值，如果定時器已滿而又沒有檢測到新一位的開始邊，則接收方可認(rèn)為 傳送的字組已被完整接收。于是，“CWT 接收準(zhǔn)則 ”可一般用作字組結(jié)束的檢測。然而，它卻顯著地減小了數(shù) 據(jù)傳輸率，因為每 1 字組的時間都被字符等待時間 CWT（Character Waiting Time）的持續(xù)時間增大了，字組的 結(jié)束最好是用計數(shù)接收的字節(jié)數(shù)來檢測。 圖 2 字符等待時間（CWT）的定義 CWT 用 ATR 中所含 CWI 來計算，根據(jù)下列公式：CWT=（2CWI+11）工作 etu CWI 的缺省值為 13，由此可得 CWT 的如下之值： CWT=（213+11 ）工作 etu=8.203 工作 etu 對于時鐘頻率為 3.5712MHz，而分頻值為 372 時，結(jié)果的區(qū)間為 0.85 秒。 這個區(qū)間在標(biāo)準(zhǔn)中被規(guī)定為缺省設(shè)定，對快速數(shù)據(jù)傳送而言是太高了。實踐中，CWI 的常用范圍在 3 和 5 之間 ，這就是說對正常的傳輸序列，其中字符一個接著一個而無需任何時間延遲，接收方在檢測出字組的尾部或 一個通信錯誤之前要等待一至二個字符的時間。通常，接收程序從 LEN 字段的長度信息來檢測出字組的結(jié)束。然而，如果這個字段的內(nèi)容是錯誤的，則字符 等待時間可用作一種另外的手段來結(jié)束接收。這個問題本身僅僅出現(xiàn)在長度信息過長時，在這種情況下接收 方將等待永遠(yuǎn)沒有到達(dá)的另外字符。這樣將阻塞了傳輸協(xié)議，這種狀態(tài)只能由卡復(fù)位來清除，而字符等待機 制則繞過了這一問題。2）字組等待時間（BWT） 字組等待時間 BWT（Block Wailing Time）被定義來當(dāng)智能卡沒有響應(yīng)時去建立一種結(jié)束通信的方法。它是 發(fā)送給卡的字組中最后一字節(jié)的開始邊和卡回送的第 1 個字節(jié)的開始邊之間的最大允許區(qū)間，參看圖 3。 圖 3 字組等待時間（BWT）的定義 以常規(guī)的 T=1 字組而言，這是命令字組組尾字段的 X0R 字節(jié)的前沿和卡的應(yīng)答的 NAD 字節(jié)的前沿之間的最大 允許區(qū)間。如果這段等待期間已滿之時而仍未從卡接收到應(yīng)答，則終端可以認(rèn)為卡出了故障并啟動相應(yīng)的措 施。例如，這可能是一個卡復(fù)位，接著是建立通信的新嘗試。ATR 中的接口字符以縮短形式的 BWI 的編碼來規(guī)定 BWT。 如果在 ATR 中沒有規(guī)定BWI 之值，則使用之缺省值為 4，對于 3.5712MHz 和 372 的分頻值，則給出的字組等待時 間為1.6s 可以看出，這個數(shù)值是過分慷慨了。實踐中，BWI 的常用值為 3，它產(chǎn)生的字組等待時間為 0.8s。 在卡中 的典型命令執(zhí)行時間通常為 0.2s。這樣的阿的持續(xù)時間則表現(xiàn)了在正常的命令執(zhí)行時間和快速檢測出智 能卡不再對命令做出響應(yīng)之間的折中。3）字組保護(hù)時間（BOT） 最后一字節(jié)的開始沿和相對方的第 1 個字節(jié)的開始沿之間的最小區(qū)間稱之為字組保護(hù)時間 BOT（Block Guard Time），參見圖 4。它和叮是相反的，后者被定義為兩個規(guī)定的開始沿之間的最大時間。另一個區(qū)別是字 組保護(hù)時間對雙方是強制性的，而且都必須遵守，而字組等待時間僅對智能卡有意義。字組保護(hù)時間的目的 是提供給字組發(fā)送方一個最短的時間區(qū)間，在其間可從發(fā)送轉(zhuǎn)換為接收。 圖 4 字組保護(hù)時間（BOT）的定義 字組保護(hù)時間有一個固定值，它已標(biāo)準(zhǔn)化為22etu。在一個運行于 3.5712MHz，分頻值為 372 的智能卡中， 它產(chǎn)生的區(qū)間大約為 2.3ms。7傳輸協(xié)議機制 I）等待時間的擴充 如果卡需要比由字組等待時間（BWT）最多允許的還要多些的時間來產(chǎn)生其應(yīng)答，它可向終端請求等待時 間擴充。智能卡發(fā)送一個請求擴充的專門的 s 字組來做到這一點，而它接收一個從終端來的相應(yīng)的 S 字組以確 認(rèn)，不允許終端拒絕這一請求。等待時間的擴充過程如圖 5 所示。 圖 5 擴充等待時間的過程 信息字段的一個字節(jié)通知終端擴充時間的長度。這個字節(jié)乘以終端等待時間給出了新的字組等待時間。然 而，它僅對最近發(fā)送的 I 字組有效。2）字組鏈接 T1 協(xié)議的一項根本特性是字組鏈接功能，它使得任一方可傳送大于發(fā)送或接收緩存器大小的數(shù)據(jù)字組。考慮到智能卡的有限存儲器容量，這一點是特別有用的。只允許信息字組可以鏈接，因為 只有這些字組才包含有大量的數(shù)據(jù)。在鏈接過程中，應(yīng)用數(shù)據(jù)被劃分成各個數(shù)組，然后一個接一個地發(fā)送給 接收方。應(yīng)用層的數(shù)據(jù)必須劃分成各個段，其結(jié)果應(yīng)沒有大于接收方能接收的最大字組。按照T=1 協(xié)議，第 1 段被安 放在一信息字段中，補充上組頭和組尾字段后即可發(fā)送給接收方。M 位（尚有數(shù)據(jù)位）被設(shè)定在字組的 PCB 字 段中，以便向接收方表明已經(jīng)使用了字組鏈接功能，被鏈的數(shù)據(jù)在隨后的字組中，鏈接字組的傳送如圖 6 所示。 圖 6 從終端向智能卡傳輸數(shù)據(jù)的字組鏈接舉例 隨著接收方成功收到這個具有用戶數(shù)據(jù)第 1 段的信息字組，它回送一個序列號 N（R）是下一個 I 字組的發(fā)送 序列計數(shù) N（S ）的 R字組，以表明已準(zhǔn)各好接收下一個鏈接的 I 字組了。于是，下一個字組被發(fā)送給接收方。這樣來來往往傳送 I 和 R 字組，一直繼續(xù)到發(fā)送方發(fā)布一個 PCB 字段的 M 位表明它是鏈中的最后一個字組（M 位 =0）的 I 字組時為止。接收到這一字組后，接收方就有了應(yīng)用層的全部數(shù)據(jù)，并可對全部數(shù)據(jù)字組進(jìn)行處理 。對應(yīng)用于字組鏈接的程序有一點限制，在一單個的命令應(yīng)答對中，鏈接只能在一個方向上進(jìn)行。例如， 如果終端發(fā)送了鏈接字組，卡就不能在響應(yīng)中發(fā)送鏈接字組。這里還有更進(jìn)一步的限制，不過不是協(xié)議本身的，而是由于卡非常有限的存儲引起的。實現(xiàn)字組鏈接機制 包括了一定數(shù)量的額外軟件，而它的用途極其有限，因為命令和應(yīng)答并不都是那么長，因此通常都不需要鏈 接。如果卡在 BAM 中的緩存器不是足夠大以存儲所有用字組鏈接傳送的數(shù)據(jù)，它就必須把緩存器放在 EEPROM 中。然而，這將引起傳輸率的明顯下降，因為 EEPROM（和 BAM 不同）使處理器不能以全速寫入。結(jié)果許多 T1 的實現(xiàn)沒有鏈接功能，因為價格收益比經(jīng)常不有利于它。這是一個典型的例子，在實際實 踐中對標(biāo)準(zhǔn)的解釋常常是太隨意了。在這種情況下的解釋等于把字組鏈接當(dāng)做是 T=1 中的補充選項，它不是 絕對需要的。8，差錯處理 T1 協(xié)議顯示出相當(dāng)完善的差錯檢測與處理機制，如果接收到了不正確的字組，則協(xié)議試圖用準(zhǔn)確規(guī)定的 方法恢復(fù)無差錯通信。從終端的角度來看，存在著三個同步階段，在第 1 階段，差錯字組的發(fā)送方接收到一 個表明 EDC/奇偶位差錯或一般差錯的 R字組，接收到此 R 字組后必須重發(fā)最后發(fā)送的字組。如果已證明利用此機制無法恢復(fù)無差錯的連接，則求助于第 2 階段。這就是說，智能卡收到一個從終端發(fā)出的以 s 字組形式的再同步請求，而終端期待著一個再同步應(yīng)答的答復(fù)。于是，終端和卡雙方把它們的發(fā)送和接收計數(shù)器復(fù)位為零，它相應(yīng)于緊接著 ATR 的協(xié)議狀態(tài)?；诖?，終端試圖建立起新的連接。第 1 和第 2 階段僅影響協(xié)議層次，它們對應(yīng)用本身毫無影響。然而，第 3 階段將影響智能卡的所有層次。如果用前兩個階段終端仍無法建立起一個無差錯的通信連接，它經(jīng)復(fù)位引線啟動一個智能卡復(fù)位。遺憾地是，這意味