实现“产品系列化、运营集团化、通路国际化、服务本地化、办公智能化”
的目标，打造世界一流的智能应用及运营管理平台。
随着IC卡从简单的同步卡发展到异步卡，从简单的 EPROM卡发展到内带微处理器的智能卡(又称CPU卡)，对IC卡的各种要求越来越高。而卡本身所需要的各种管理工作也越来越复杂，因此就迫切地需要有一种工具来解决这一矛盾，而内部带有微处理器的
智能卡的出现，使得这种工具的实现变成了现实。人们利用它内部的微处理器芯片，开发了应用于智能卡内部的各种各样的操作系统，也就是在本节将要论述的COS。 COs的出现不仅大大地改善了智能卡的交互界面，使智能卡的管理变得容易；而且，更为重要的是使智能卡本身向着个人计算机化的方向迈出了一大步，为智能卡的发展开拓了极为广阔的前景。
COS的全称是Chip Operating System(片内操作系统)，它一般是紧紧围绕着它所服务的智能卡的特点而开发的。由于不可避免地受到了智能卡内微处理器芯片的性能及内存容量的影响，因此，COS在很大程度上不同于我们通常所能见到的微机上的操作系统(例如DOS、UNIX等)。首先，COS是一个专用系统而不是通用系统。即：一种COS一般都只能应用于特定的某种(或者是某些)智能卡，不同卡内的COS一般是不相同的。因为coS一般都是根据某种智能卡的特点及其应用范围而特定设计开发的，尽管它们在所实际完成的功能上可能大部分都遵循着同一个国际标准。其次，与那些常见的微机上的操作系统相比较而言，COS在本质上更加接近于监控程序、而不是一个通常所谓的真正意义上的操作系统，这一点至少在目前看来仍是如此。因为在当前阶段，COS所需要解决的主要还是对外部的命令如何进行处理、响应的问题，这其中一般并不涉及到共享、并发的管理及处理，而且就智能卡在目前的应用情况而盲，并发和共享的工作也确实是不需要曲。
COS在设计时一般都是紧密结合智能卡内存储器分区的情况，按照国际标准(ISO ／IEC 7816系列标准)中所规定的一些功能进行设计、开发。但是由于目前智能卡的发展速度很快，而国际标准的制定周期相对比较长一些，因而造成了当前的智能卡国际标准还不太完善的情况，据此，许多厂家又各自都对自己开发的COS作了一些扩充。就目前而言，还没有任何一家公司的CoS产品能形成一种工业标准。因此本章将主要结合现有的(指1994年以前)国际标准，重点讲述CO5的基本原理以及基本功能，在其中适当地列举它们在某些产品中的实现方式作为例子。
COs的主要功能是控制智能卡和外界的信息交换，管理智能卡内的存储器并在卡内部完成各种命令的处理。其中，与外界进行信息交换是coS最基本的要求。在交换过程中，COS所遵循的信息交换协议目前包括两类：异步字符传输的 T＝0协议以及异步分组传输的T=l协议。这两种信息交换协议的具体内容和实现机制在ISO／IEC7816—3和ISO／IEC7816—3A3标准中作了规定；而COS所应完成的管理和控制的基能则是在ISO／IEC7816—4标准中作出规定的。在该国际标准中，还对智能卡的数据结构以及COS的基本命令集作出了较为详细的说明。
至于ISO／IEC7816—1和2，则是对智能卡的物理参数、外形尺寸作了规定，它们与COS的关系不是很密切。
依赖于上一节中所描述的智能卡的硬件环境，可以设计出各种各样的cos。但是，所有的COS都必须能够解决至少三个问题，即：文件操作、鉴别与核实、安全机制。事实上，鉴别与核实和安全机制都属于智能卡的安全体系的范畴之中，所以，智能卡的coS中最重要的两方面就是文件与安全。但再具体地分析一下，则我们实际上可以把从读写设备(即接口设备IFD)发出命令到卡给出响应的一个完整过程划分为四个阶段，也可以说是四个功能模块：传送管理器(TM)、安全管理器(SM)、应用管理器(AM)和文件管理器(FM)。其中，传送管理器用于检查信息是否被正确地传送。
这一部分主要和智能卡所采用的通信协议有关；安全管理器主要是对所传送的信息进行安全性的检查或处理，防止非法的或侵入；应用管理器则用于判断所接收的命令执行的可能性；文件管理器通过核实命令的操作权限，最终完成对命令的处理。对于一个具体的COS命令而言，这四个阶段并不一定都是必须具备的，有些阶段可以省略，或者是并人另一阶段中；但一般来说，具备这四个阶段的COS是比较常见的。以下我们将按照这四个阶段对COS进行较为详细的论述。
在这里需要提起注意的是，智能卡中的“文件”概念与我们通常所说的“文件”是有区别的。尽管智能卡中的文件内存储的也是数据单元或记录，但它们都是与智能卡的具体应用直接相关的。
一般而言，一个具体的应用必然要对应于智能卡中的一个文件，因此，智能卡中的文件不存在通常所谓的文件共享的情况。而且，这种文件不仅在逻辑广必须是完整的，在物理组织上也都是连续的。此外，智能卡中的文件尽管也可以拥有文件名(FileN8me)，但对文件的标识依靠的是与卡中文件—一对应的文件标识符(F3te ldentifier)，而不是文件名。因为智能卡中的文件名是允许重复的，它在本质上只是文件的一种助记符，并不能完全代表莱个文件。
传送管理主要是依据智能卡所使用的信息传输协议，对由读写设备发出的命令进行接收。同时，把对命令的响应按照传输协汉的格式发送出去。由此可见，这一部分主要和智能卡具体使用的通信协议有关；而且，所采用的通信协议越复杂，这一部分实现起来也就越困难、越复杂。
我们在前面提到过目前智能卡采用的信息传输协议一般是T＝0协议和T＝1协议，如果说这两类协议的COS在实现功能上有什么不同的话，主要就是在传送管理器的实现上有不同。不过，无论是采用T＝0协议还是T＝1协议，智能卡在信息交换时使用的都是异步通信模式；而且由于智能卡的数据端口只有一个，此信息交换也只能采用半双工的方式，即在任一时刻，数据端口上最多只能有一方(智能卡或者读写设备)在发送数据。 T＝0、T＝1协议的不同之处在于它们数据传输的单位和格式不一样，T＝0协汉以单字节的字符为基本单位，T＝1协议则以有一定长度的数据块为传输的基本单位。
传送管理器在对命令进行接收的同时，也要对命令接收的正确性作出判断。这种判断只是针对在传输过程中可能产生的错误预言的，并不涉及命令的具体内容，因此通常是利用诸如奇偶校验位、校验和等手段来实现。对分组传输协议，则还可以通过判断分组长度的正确与否来实现。
当发现命令接收有错后，不同的信息交换协议可能会有不同的处理方法：有的协议是立刻向读写设备报告，并且请求重发原数据；有的则只是简单地在响应命令上作一标记，本身不进行处理，留待它后面的功能模块作出反应。这些都是由交换协议本身所规定的。
如果传送管理器认为对命令的接收是正确的，那么，它一般是只将接收到的命令的信息部分传到下—功能模块，即安全管理器，而滤掉诸如起始位、停止位之类的附加信息。相应地，当传送管理器在向读写设备发送应答的时候，则应该对每个传送单位加上信息交换协议中所规定的各种必要的附属信息。
智能卡的安全体系是智能卡的COs中一个极为重要的部分，它涉及到卡的鉴别与核实方式的选择，包括COS在对卡中文件进行访问时的权限控制机制，还关系列卡中信息的保密机制。可以认为，智能卡之所以能够迅速地发展并且流行起来．其中的一个重要的原因就在于它能够通过COS的安全体系给用户提供—个较高的安全性保证。
安全体系在概念上包括三大部分：安全状态(Security Status)，安全属性(SecurityAttributes)以及安全机制(Security achanisms)。其中，安全状态是指智能卡在当前所处的一种状态，这种状态是在智能—卡进行完复位应答或者是在它处理完某命令之后得到的。事实上，我们完全可以认为智能卡在整个的工作过程中始终都是处在这样的、或是那样的一种状态之中，安全状态通常可以利用智能卡在当前已经满足的条件的集合来表示。
安全属性实际上是定义了执行某个命令所需要的一些条件，只有智能卡满足了这些条件，该命令才是可以执行的。因此，如果将智能卡当前所处的安全状态与某个操作的安全属性相比较，那么根据比较的结果就可以很容易地判断出一个命令在当前状态下是否是允许执行的，从而达到了安全控制的目的。和安全状态与安全属性相联系的是安全机制。安全机制可以认为是安全状态实现转移所采用的转移方法和手段，通常包括：通行字鉴别，密码鉴别，数据鉴别及数据加密。一种安全状态经过上述的这些手段就可以转移到另一种状态，把这种状态与某个安全属性相比较，如果一致的话，就表明能够执行该属性对应的命令，这就是COS安全体系的基本工作原理。
从上面对coS安全体系的工作原理的叙述中，我们可以看到，相对于安全属性和安全状态而言，安全机制的实现是安全体系中极力重要的一个方面。没有安全机制，COS就无法进行任何操作。而从上面对安全机制的介绍中，我们可以看到，COS的安全机制所实现的就是如下三个功能：鉴别与核实，数据加密与解密，文件访问的安全控制。因此，我们将在下面对它们分别进行介绍。其中，关于文件访问的安全控制，由于它与文件管理器的联系十分紧密,因此我们把它放到文件系统中加以讨论。
(1)鉴别与核实：鉴别与核实其实是两个不同的概念，但是由于它们二者在所实现的功能上十分地相似，所以我们同时对它们进行讨论，这样也有利于在比较中掌握这两个概念。
通常所谓的鉴别(Authentication)指的是对智能卡(或者是读写设备)的合法性的验证，即是如何判定一张智能卡(或读写设备)不是伪造的卡(或读写设备)的问题；而核实(verify)是指对智能卡的持有者的合法性的验证，也就是如何判定一个持卡人是经过了合法的授权的问题。由此可见，二者实质都是对合法性的一种验证，就其所完成的功能而言是十分类似的。但是，在具体的实现方式上，由于二者所要验证的对象的不同，所采用的手段也就不尽相同了。
具体而言，在实现原理上，核实是通过由用户向智能卡出示仅有他本人才知道的通行字，并由智能卡对该通行宇的正确性进行判断来达到验证的目的的。在通行字的传送过程中，有时为了保证不被人r还可以对要传送的信息进行加密／解密运算，这一过程通常也称为通行字鉴别。
鉴别则是通过智能卡和读写设备双方同时对任意一个相同的随机数进行某种相同的加密运算(目前常用 DES算法)，然后判断双方运算结果的一致性来达到验证的日的的。
根据所鉴别的对象的不同，COS又把鉴别分为内部鉴别(Interna1 Authentication)和外部鉴别(External Authentication)两类。这里所说的“内部”、“外部”均以智能卡作为参照点，因此，内部鉴别就是读写设备对智能卡的合法性进行的验证；外部签别就是智能 F对读写设备的合法性进行的验证。至于它们的具体的实现方式．我们在第5章中已有详细论述，此处不再重复。
智能过鉴别与核实的方法可以有效地防止伪卡的使用，防止非法用户的入侵，但还无法防止在信息交换过程中可能发生的，因此，在卡与读写设备的通信过程中对重要的数据进行加密就作为反的有效手段提了出来。下面仅对加密中的一个重要部件——密码在COS中的管理及存储原理加以说明。
(2)密码管理：目前智能卡中常用的数据加密算法是DES算法。采用DES算法的原因是因为该算法已被证明是一个十分成功的加密算法，而且算法的运算复杂度相对而言也较小，比较适用于智能卡这样运算能力不是很强的情况。 DES算法的密码(或称密钥)长度是64位的。 COS把数据加密时要用到的密码组织在一起，以文件的形式储存起来，称为密码文件。最简单的密码文件就是长度为8个字节的记录的集合，其中的每个记录对应着一个DES密码；较为复杂的密码文件的记录中则可能还包含着该记录所对应的密码的各种属性和为了保证每个记录的完整性而附加的校验和信息。
其中的记录头部分存储的就是密码的属性信息，例如是可以应用于所有应用文件的密码还是只对应某一应用文件可用的密码；是可以修改的还是只能读取的密码等等。但是：不论是什么样的密码文件，作为一个文件本身，COS都是通过对文件访问的安全控制机制来保证密码文件的安全性的。
当需要进行数据加密运算时，COS就从密码文件中选取密码加入运算。从密码文件中读出密码时，与读取应用数据一样，只要直接给出密码所在的地址就可以了。当然，员简单的产生密码的方法是直接从密码文件中随机读出一个密码作为加密用密码。但是这样的机制可能会多次选中同一密码，从而给者提供破译的机会，安全性不太高。因此，比较好的办法是在随机抽取出一个密码后再对密码本身作一些处理，尽量减少其重复出现的机会。例如PBOS产品中，采用的办法就是对从密码文件中选出的密码首先进行一次DES加密运算，然后将运算结果作为数据加密的密码使用。其计算公式如下：
式中，K是从密码文件中随机选取的一个密码;CTC是一个记录智能卡的交易次数的计数器，该计数器每完成一次交易就增一；key就是最后要提供给数据加密运算使用的密码。使用这种方法可以提高智能卡的安全性，但却降低了执行的效率。因此，具体采用什么样的方法来产生密码应当根据智能卡的应用范围及安全性要求的高低而具体决定。
应用管理器的主要任务在于对智能卡接收的命令的可执行性进行判断。关于如何判断一条命令的可执行性，我们已经在安全体系一节中作了说明，所以我们可以认为，应用管理器的实现主要是智能卡中的应用软件的安全机制的实现问题。而因为智能卡的各个应用都以文件的形式存在，所以应用管理器的本质就是我们将要在下一节加以词论的文件访问的安全控制问题。正是基于这一点，我们也可以把应用管理器看作是文件管理器的一个部分。
与安全一样，文件也是COs中的一个极为重要的概念。所谓文件，是指关于数据单元或卡中记录的有组织的集合。 COS通过给每种应用建立一个对应文件的方法来实现它对各个应用的存储及管理。因此，COS的应用文件中存储的都是与应用程序有关的备种数据或记录。此外，对某些智能卡的CoS，可能还包含有对应用文件进行控制的应用控制文件。
在COS中，所有的文件都有一个唯一的文件标识符(File ldentifier)，因此通过文件标识符就可以直接查找所需的文件。此外，每个文件还可以有一个文件名作为助记符，它与文件标识符的不同之处在于它是可以重复的。COS中的各文件在智能卡的个人化过程中由发行商(Issuer) 根据卡的应用而创建，对卡的用户而言通常是不能对文件进行创建或删除的。但是用户可以根据情况对文件内容进行修改，可以对文件中的记录或数据单元进行增加、删除等操作。
(l)文件系统：COS的文件按照其所处的逻辑层次可以分为三类；主文件(Master File)，专用文件(Dedicated File)以及基本文件(EIementary File)。其中，主文件对任何COS都是必不可少的，它是包含有文件控制信息及可分配存储区的唯一文件，其作用相当于是COS文件系统的根文件，处于COS文件系统的最高层；基本文件也是必不可少的一个部分，它是实际用来存储备应用的数据单元或记录的文件，处于文件系统的最底层，而专用文件是可选的，它存储的主要是文件的控制信息、文件的位置、大小等数据信息。我们可以用图6．38的树状结构来形象地描述一个COS的文件系统的基本结构。
当然，对于具体的某个COS产品，很可能由于应用的不同，对文件的实际分类标陈会有所不同。但只要仔细地进行分析，都可以归结为上面的三个逻辑层次。例如前面授到过的PCOS产品。它对文件的分类不是按照逻辑层次划分的，而是根据文件的用途进行的。
其中所谓的COS文件保存有基本的应用数据；密码文件存储的是进行数据加密时要用到的密码；钱夹文件的作用有些类似于我们日常生活中的钱包。由此可见，它的这三类文件本质上其又都届今基本文件(EF)类。在PCOS中，专用文件的慨念不是很明显，但是事实上，如果大家留心的话，那么从以前的论述中，应该不难发现该产品存储器分区中FAT区内的文件捆；交器的作用就类似于专用文件；而整张PCoS卡本身的性质实际就是一个主文件。
它们的定义及特点可以参阅ISO／IEC7816—4协议中的有关部分，这里不再详述。不过．无论采取的是什么样的逻辑结构，cos中的文件在智能卡的存储器中都是物理上连续存放的。卡中数据的存取方式、记录的编号方法、数据单元的大小等作为文件系统的特征，在智能卡的复位应答过程中由卡给出。职过一般而言，在智能卡中最为重要的数据存取方式还是随机存取方式，也就是卡的用户在得到授权后，可以直接地任意访问文件中的某个数据单元或记录。至于COS具体对文件可以进行什么样的操作．我们将在C()3的命令系统中进行讨论。
(2)文件访问安全：对文件访问的安全性控制是COS系统中的一个十分重要的部分，由于目前的国际标准(ISO／IEC7816-4)在这方面基本没有作出什么实质性的规定，因此，现有的文件访问的安全控制机制的具体实现方式多种多样。我们在这里准备介绍其中比较有代表性的两种实现方式：鉴别寄存器方式以及状态机方式。其中，采用鉴别寄存方式的有PCOS、ME2000等产品：采用状态机方式的产品有STARCOS。
采用鉴别寄存器方式时，通常是在内存RAM中设置一个8位(或者是16位)长的区域作为鉴别用寄存器。这里的鉴别是指对安全控制密码的鉴别。鉴别用寄存器所反映的是智能卡在当前所处的安全状态。采用这种方式时，智能卡的每个文件的文件头(或者是文件描述器)中通常都存储有该文件能够被访问的条件，——般是包括读、写两个条件r分别用Cr、Cu表示)，这就构成了该文件的安全属性。而用户通过向智能卡输入安全密码．就可以改变卡的安全状态，这一过程我们j至常称为出示，这就是鉴别寄存器为式的安全机制。把上面的二方面结合起来，就能够对卡中文件的读写权限加以控制了。具体的操作机制我们以 PCOS为例加以描述。
首先，PBOS中的鉴别寄存器是8位字长的，这 s位dI的假；位分别与PC()3存储器中保密宇区内的7个安全密码的序号一一对应。寄存器中每——位的初始值都被置为“0”。如果用户向智能卡出示了某一个安全密妈，并且被F判断为正确的话，系统就在鉴别寄存器的相应位上写入“1”。
例如，如果处于保密宇区中的第2个安全密码被用户正确出示的话，PCOS就在寄存器的第2位上写“1”。同时，文件描述器中的读、写条件Cr、Cu保存的都是在0和7之间的一个数，它的值对应于该文件进行读(或写)操作时所需要出示的密码在保密宇区小的序号。在对某个文件进行读(或写)操作之前，系统首先判断在鉴别寄存器巾对应的第Cr(或Cu)位是否已被置为“1”(如果Cr等于0，就表示该文件可以被用户随意读取；对于Cu也是一样)，只有当该位为“1”时，才表示读(或写)权限已经得到满足．才能对该文件进行读(或写)操作。这也就是说，如果用户想要对一个文件进行操作的话，就必须要首先出示对应于该文件的安全属性为正确的安全密码。系统据此就达到了对文件的访问进行安全控制的目的。
与鉴别寄存器方式完全不一样，状态机方式更加明显地表示出扩安全状态、安全属性以及安全机制的概念以及它们之间的关系(关于状态机的知识不属于本书的范畴，有兴趣的读者请自行查阅有关资料)。以5TARCOS为例，它采用的是‘—种确定状态机的机制，该机制通过系统内的应用控制文件(Applicatlon ControIFile,ACF)而得以实现。 ACF文件的格式已是一个线性变长结构的文件，其rh记录 01包括了该ACP所控制的应用可以允许的所有命令的指令码(INS)；其余的记录分别与记录 01中的指令码一一对应，其中存储的都是对府命令的变体(Varient)纪录。所谓变体记录指的是这样的一些记录。记录中存储的是控制信息、初始状态、可能的下一状态以及某些附加的指令信富的组台，利用 ACF 中的这些变体记录就可以形成状态转移图。在变体记录中，控制信息部分是必不可少的。不同的变体记录主要在两个方面有区别：一是命令所允许的状态不同t二是以CLA宇节开始的指令信息部分不相同。这主要是由命令要操作的应用对象的不同而决定的。
利用 ACF，COS系统就可以实现对文件访问的安全控制了。当系统接收到一个应用进行操作的一条命令后，首先检验其指令码是否在相应的ACF文件的记录01中。如果不在其中，系统就认为该命令是错误的。在找到了对应的指令码后，系统把命令的其余部分与该命令对应的备变体记录中的指令信息按照该变体记录的控制信息的要求进行比较，如果比较结果一致，那么再查验变体记录中的初始状态信息。若所有这些检测都顺利通过，那么系统就进入对应变体记录中指明的下一状态；否则，继续查找下一个变体记录直到发现相应变体或是查完该命令对应的所有变体记录为止。如果没有找到相应的变体记录，说明该命令是非法的；否则就进入下一步对命令的处理，即由 COS调用实际的处理过程执行对命令的处理。当且仅当处理过程正常结束的时候，系统才进入一个新的状态，并开始等待对下一条命令的接收。
其中每一种功能又由若干子功能组成。如按ISO的OSI参考模型分类，硬件资源管理功能属于物理层；通讯传输管理功能属于数据链路层；应用控制管理和安全控制管理则属于应用层。各层之间的逻辑关系见图。
智能IC卡中的硬件资源十分丰富，其功能也各不相同，见表3-1。其中EEPROM是提供用户的最主要的应用资源。
硬件资源管理的目的就是由它统一组织、协调、指挥这些硬件的运行，为高层应用提供相应程序接口，使高层应用编程更容易、实现更简单、可靠。它类似于PC机上的BIOS（基本输入输出接口）功能，但比它的管理层次更高。下面重点介绍用户存储器的组织管理。
按ISO/IEC 7816标准，用户存储器的数据结构有线性固定结构（Linear Fixed）、线性可变结构（Linear Variable）、环形结构（Cyclic）、透明结构（Transparent）四种，见图3-2。用户可以根据应用数据的特点、更新速率等因素，决定选用哪种数据结构。
典型结构如定长度记录，其中每一记录的存储位置均由一个唯一的记录号标识，可以随机读写。按有关ISO/IEC标准，记录号的范围为1~253。
如可变长度记录，其中每一记录的存储位置均由一个唯一的记录号标识，可以随机读写。按有关ISO/IEC标准，记录号的范围为1~254。
这种结构类似首尾环起来的定长度记录，不允许随机写。其中记录以某一固定顺序存放，因为记录数量有限，若超过限制数量，新写入的数据将覆盖掉旧的数据。
二进制数据使用这种数据结构时，一般由用户寻址、管理该数据，操作系统只负责存储空间的分配。透明数据结构适用于声音、图像等超文本（HyperText）信息的存储。
按ISO/IEC 7816标准规定，智能IC卡中的数据在用户存储器中以树型文件结构的形式组织存放。文件分成三种层次级别：一是主文件（Master File），形成文件系统的根，类似于DOS中的根目录；二是专用文件（Dedicated File），在主文件之下，类似于DOS中的目录；三是子专有文件（Child-DF），在DF之下的专有文件类似于DOS中的子目录。当然，DF之下还可以有DF，这主要依赖于用户存储器的大小。此外，还有元文件（Elementary File），主要存储实际应用数据和相应的系统管理信息，元文件可以存在于任何一个文件层次上。
在智能IC卡的文件结构中，主文件只能有一个并且随操作系统一起生成，用户无法控制；在文件存取过程中，不能越层存取，若想读写子专有文件下的元文件必须经过其高层文件层次；某一专有文件的大小在申请生成时预定且不可修改，也有的操作系统可以在使用中动态修改该专有文件大小，当然其前提是有足够的存储空间。
系统中必须存在唯一一个主文件，主文件组成智能IC卡文件系统的根。主文件中含有系统文件控制信息及可分配的存储空间，其下可以建立各种文件。
虽然系统允许在根下直接生成各种应用文件，但最佳的文件组织方法是每一种应用均分配一个专有文件，在相应应用的专有文件下再具体组织安排各种应用数据。这样做的优点是不同应用之间相互干扰小、便于应用设计、安全性更高等，有利于“一卡多用”。主文件一般用来存储不同应用之间的共享数据，如卡序列号、持卡人数据等信息。
在初始化时，主文件还可以被赋予一些安全特性，如禁止使用操作系统的某些命令等。这样做的目的是为了在从IC卡生产到最终应用的环节过多时的安全管理，便于跨部门甚至跨行业的“一卡多用”的安全实施。
智能IC卡一旦插入读写设备，主文件就立即被激活直到卡被拔出。在卡的生存期内，主文件不能被删除。
一个专有文件将被用来存储某一应用的所有数据。每一应用的应用顺序均由该专有文件的状态机控制，使不同应用之间具有较强的独立性并且更安全。
专有文件在用户存储器中占据一块静态存储器，一旦专有文件建立，其存储器的大小就不能变动，但在该专有文件下的元文件则可以重新分配所使用存储器大小，可以被删除。专有文件下还可以再建立专有文件。此时，较高层的专有文件称为父专有文件（Parent-DF），较低层的称为子专有文件（Child-DF）。
父专有文件无论在逻辑上（操作系统管理）还是在物理上（用户存储器）均相互隔离。不同的专有文件均可使用主文件下的公共资源。父专有文件的建立一般分成两个步骤：先逻辑创建，即在操作系统中作一创建登记；再物理创建；实际分配一定数量的用户存储器。分步创建的优点是可以独立于时间和存储器位置生成具体应用。某一具体的父专有文件不能在专有文件或主文件中删除，该父专有文件的删除条件在其应用控制文件（ACF）中定义，只有满足该条件才删除。该父专有文件被删除之后，其下的子专有文件、元文件也同时被删除，释放的存储器块可由父专有文件使用。
子专有文件可以是某一子应用，子专用文件可有其自已的应用控制文件。某一具体的子专有文件不能在专有文件或主文件中删除。该子专有文件的删除条件在应用控制文件中定义，只有满足该条件才可删除。该子专有文件被删除之后，其下的专有文件（若还有）、元文件也同时被删除，释放的存储器块可由子专有文件使用。
元文件分为三类：一类存储实际的应用数据，称为工作元文件（WEF）；另一类存储相应的系统管理信息，称为系统管理元文件（SMEF）；在ISO/IEC 7816标准中还定义有一种公共元文件（PEF）。
每一文件可以通过其文件名或文件标识来寻址。按ISO/IEC 7816标准，文件类型不同，文件标识的编码也不相同。正确识别、寻址一个文件需要一个从主文件或当前专有文件到该文件的完整的标识路径。从主文件开始的路径称为绝对路径（Absolute Path），可以唯一确定某一文件，这一点和DOS操作系统中的有关概念十分相似。
在ISO/IEC 7816标准中规定，每一文件均由一个2字节长的文件标识参考确定，但在专有文件中也可以使用文件名来标识该文件，主要是为了便于应用设计人员设计该卡，特别是将父专有文件以文件名来标识，更容易区分、理解“一卡多用”。此外，在某一张卡上文件名一定要能唯一确定某一文件。其实，以名字命名该文件时操作系统同时在内部也自动分配给它一个标识，并通过标识来管理该文件。
不同文件类型的标识具有不同的编码。按ISO/IEC 7816标准，文件标识的第一个字节为文件限定符（File Qualifier），主要用于区别文件类型（如主文件、专有文件等）；第二个字节为文件索引（File Index）。其中规定：
父专有文件（在标准中没有作具体规定）：一般的操作系统中，文件名最长为8字节字符串（第一个字节不能为“20 H”），若文件名不足8字节长，操作系统将在其后以“20 H”补足剩余字节，所有父专有文件的名字不能相同；
子专有文件：子专有文件的文件标识为2字节。同一父专有文件下的子专有文件的标识不能相同，但不同父专有文件下的子专有文件的标识则可以相同；
元文件：文件标识为2字节。其中第一个字节为文件限定符，第二个字节为文件索引，在ISO/IEC 7816中都没有作十分明确的规定，其目的是为整个系统设计留有选择的余地。一般文件限定符可以根据情况自定，当然最好不与标准冲突。文件索引也可自定，一种典型的编码格式见表3-2。
在ISO/IEC 7816标准中，对诸如文件属性等的定义十分简单，很不具体。其目的就是给系统设计人员保留充分的发挥空间。当具体设计某一IC卡的应用系统时，必须按智能IC卡的供应商的技术说明书操作。
IC卡必须与相应的读写设备（IFD）通讯。从这个角度讲，智能IC卡操作系统的作用就是从读写设备（IFD）接收命令、执行命令并将结果返回读写设备（IFD）。所以，通讯管理功能模块在操作系统中具有十分重要的作用。
按ISO/IEC 7816标准，IC卡和读写设备之间的通讯协议有多种，一般一种特写的卡只支持某一种通讯协议。下面以符合ISO/IEC 7816-3标准的T=1块传输协议的智能IC卡为例介绍通讯管理功能（支持通讯协议的卡的通讯管理功能与此相似）。
ICC上电之后，IFD将向ICC发送命令数据，在这样一次典型的通讯过程中，通讯管理功能模块主要从事6个步骤的具体工作。见图。
IFD和ICC之间的通讯由IFD启动，IFD还负责给卡供电。通讯为半双工方式（Half Duplex），即同时只能有一方在传输信息。
在ICC正确插入IFD之后，通讯管理功能模块将向IFD发送一个复位响应信息（Answer To Reset,ATR）。ATR中含有卡标识数据，如I/O缓冲区的大小、通讯速率转换因子（Conversions Factor）等信息，通知IFD本ICC的操作特性，以便IFD正确选择相应的操作参数与ICC进行通讯。ICC每次硬复位（卡插入IFD）都将发送一个ATR给IFD。
因为T=1协议传输完整的信息，其大小可能超过I/O缓冲区的大小。为避免出现传输问题，通讯管理功能模块将一个完整的信息分块传输。
通过检查某一字节的奇偶校验位、某一块的检查和或长度，发现传输错误并通知IFD。在这种情况下，IFD将重发错误数据。反之，若IFD通知ICC数据发送出错，ICC将执行数据重发操作。
若经过上面步骤后数据正确接收，通讯管理功能模块将接收数据传递给下一功能模块，如安全控制管理模块作进一步处理。反之亦然。
若正确传输后无任何动作，通讯管理功能模块将MPU置于相应的节电方式，如睡眠方式（Sleep Mode）以节省功耗。
为适应智能IC卡的应用，特别是对安全性要求较高的应用，在智能IC卡的操作系统中还提供应用控制管理功能模块。在以上对用户存储器的文件组织方式的描述中曾经提到每一文件层次(如MF，DF等）均由一个应用控制文件，在该文件中就定义有应用控制管理数据。
应用控制管理功能模块主要具有两个功能：一是提供对某一应用（处于某一文件层次）的应用顺序流程控制；二是提供在不同的应用顺序状态下的命令执行权限。这两个功能虽然可以分开讨论，但在具体实施时却密不可分。
应用顺序流程控制定义了某一应用的顺序流程，即状态机。例如，有一个较简单的应用分四步执行，同时该应用具有三个状态，启动该应用需满足条件1，然后进入状态1，执行相应操作；若在状态1下的操作满足了条件2，则进入状态2并执行相应操作；若在状态2下的操作满足了条件3，则进入状态3并执行相应操作；就用结束，如下图所示。
可见，所谓应用顺序流程控制就是定义了某一应用的具体执行过程及相应条件。一旦确定了应用流程，某一应用就必须而且只能按其要求执行，如在上图中不可以从状态1直接跳跃到状态3去执行某一操作。
进一步提高应用的安全性，在应用顺序流程中还定义了在某一应用的不同状态下对命令的执行权限。如一数据文件，在该文件建立时定义了其存取特性（如可读写但不能删除），通过在该应用的顺序流程中定义读、写命令还可以进一步限制对该文件的存取。扩展上面的例子，假设在该应用中有一数据文件存储有重要数据，该文件的属性定义为可读写，但根据应用需求读写操作只能在状态3执行，状态2只能进行读操作，这就可以通过禁止在状态2执行写命令而允许读命令，在状态3同时允许执行读、写命令的方法实现，如图6所示。
至此，从应用顺序控制角度可以认为，在建立某一文件时定义的属性为该文件的静态属性，而结合具体应用定义的命令执行权限则为该文件的动态属性。由此可见，利用这种机制对数据文件的存取限期安全又灵活。
安全控制管理就是对智能IC卡中的静态、动态数据进行安全控制及管理。它可以具体分为两种功能：一是安全传输控制，即对传输数据的安全保护；二是对内部静态安全数据（如加密密钥等、各种认证授权操作）的控制管理。
为防止有关信息（命令、数据）在IFD和ICC之间的传输过程中被恶意截取、篡改，提高动态传输信息的安全性和可靠性，在智能IC卡的操作系统中提供安全传输控制机制。其主要原理为：或者通过将传输的信息加密，使非法截取的信息无实际应用意义；或者将待传输的信息（或部分信息）进行加密，并将该加密信息附加在传输的明文之后再进行传输，使恶意篡改信息变为不可能；再就是将以上两种方法共同使用，既可防止对传输信息的非法截取，又可防止对传输信息的非法篡改。
其中，明文传输方式对传输的信息不作任何处理，三种信息传输方式则分别实现三种安全控制传输机制。这三种传输方式的具体工作原理将在下一章中结合密码技术详细介绍。
在具体应用中，设计人员可以根据不同的应用对安全性的特殊要求灵活采用不同的信息传输方式。因为并非所有的信息都需要安全传输（将增加时间和空间开销），所以大多数的智能IC卡操作系统均可对每一次传输设定一种传输方式，例如可以一次传输采用认证传输方式，而下一次采用明文传输方式，再下一次则采用混合传输方式，十分灵活。
内部安全控制管理的功能主要有两个：一是对数据及功能（如某一命令）的存取执行权限的控制；二是对内部静态保密数据（如加密密钥等）的安全管理。
以 IC卡为中心，在卡的应用中主要存在两种认证授权过程，见图7。IC卡验证持卡人身份的合法性这一过程通过个人识别号（PIN）来完成；而IC卡和应用终端之间的认证则通过相应的认证过程来完成。
PIN是IC卡中的保密数据。PIN的主要用途是保证只有合法持卡人才能使用该卡或该卡中的某一项或几项功能，以防止拾到该卡的人恶意使用或非法伪造。卡应用发行部门将每一张IC卡均初始化一个PIN并将它经安全渠道分发给相应持卡人。使用时首先要求持卡人输入PIN，若输入的PIN和该卡中存储的PIN相同则证明此持卡人合法，可以使用该卡。
一般较简单的IC卡中只有一个PIN，在较复杂的卡（如智能IC卡）中可以存在几个PIN，如多功能卡中的每一功能就可具有一个PIN。简单IC卡中PIN的位数较短（如4位二进制），在较复杂的智能IC卡中PIN的位数较长（如1~8位十进制）。为进一步提高使用PIN的安全性，每一个PIN还配有一错误计数器（Error Counter）。该计数器用以记录、限制PIN输入错误的次数，若一次连续的输入错误次数超过卡中规定次数则卡自锁；而在该限制次数内只要PIN输入正确一次就可使用该卡，且错误计数器复位，即下次使用输入PIN时还具有卡中规定的最大的试探次数。
一旦卡自锁，简单的IC卡就不可再用，而复杂的智能IC卡还可通过个人解锁码（Personal Unblocking Code,PUC）将卡打开。一般，一个PUC只用于一个PIN，并且也可以有错误计数器。若合法持卡人忘记PIN而将卡锁住，则使用PUC将卡打开时还可以输入一个新的PIN。
·临时失效性(Temp-Deactivated):通过命令可使某一PIN临时失效，不起作用，当然还可以通过另一命令再将其激活等等。
·全局PIN(Global PIN):处于系统的较高层次（如主文件）中，一旦因错误计数溢出等原因自锁，也同时锁住使用该PIN的应用层次。
·局部PIN(Local PI N):处于某一具体应用层次，一旦因错误计数溢出等原因自锁，则仅锁住该层次有应用。
IC卡和应用终端之间的认证授权的用途就是相互确认合法性，目的在于防止伪造应用终端及相应的IC卡。它一般有三种认证方式：
由以上论述可见，在对安全性要求较高的应用（如金融应用）中，只有综合使用PIN和安全认证才能提供较为完善的安全保护。而在一般的IC卡的应用中，可以根据具体情况优化选择各种安全措施，以达到实现较高性能价格比的目的。
内部静态安全数据主要指存储于IC 卡内部的PIN、PUC、加密密钥、解密密钥等重要数据。称其为内部是因为它们在应用周期（并非整个生存周期）中，一旦建立就不会在IC卡外出现，而只能在卡的内部使用。这样做的目的当然是为了进一步提高IC卡的安全性。
在智能IC卡操作系统中，专门提供ISF元文件存储这些安全数据。一般每一文件层次（每一应用，某一DF）均有一个ISF元文件存储相应层次（相应应用）的有关安全数据。
不同种类的安全数据（如PIN，加密密钥）具有不同的属性及应用特性。内部静态安全数据管理的主要功能就是当某一应用需要某一安全数据时检查其合法性、可获得性等，并具体执行相应的操作。
不同的智能IC卡操作系统，内部静态安全数据的管理也不尽相同，感兴趣的人士可以参阅有关ISO/IEC 7816标准及相应操作系统的技术说明书。
在IFD和ICC之间的信息交换是命令-响应对(Command-Response Pair)结构，如IFD发送一个命令到ICC，ICC执行命令并将响应信息返回给IFD，典型的传输结构见图9。
按有关ISO/IEC 7816有关标准定义，一个应用协议数据单元(APDU)或者含有命令信息(Command Message)或者含有响应信息(Response Message)，可以从IFD传输到ICC，反之亦然。其中APDU可以理解为IFD和ICC之间一次通讯传输的最小信息单位，如某一命令等。
命令信息结构由两部分组成：4个字节的命令头(Header)，必备部分；紧接命令头为一长度可变的数据体(Body)，可选。
响应信息结构也由两部分组成：可变长度的数据体(Body),可选；·2字节的状态信息(Trailer),必备。
命令、响应数据信息结构中有关字段的编码规则、具体应用等，请参考ISO/IEC 7816有关标准或某一具体智能IC卡操作系统的技术说明书。
在标准的命令说明中指出，当不能用已知协议传输命令或响应数据信息时可以使用这两个命令进行有关信息的传输。这两个命令均由IFD初始启动，获取响应命令用于从ICC到IFD方向信息的传输，包装命令用于从IFD到ICC方向信息的传输。
安全数据控制管理指令类（是一小类指令，主要用于密钥、PIN、PUC等安全数据的生成、删除、状态查询等，在不同的操作系统的具体实现上差别很大）。
智能卡芯片操作系统STARCOS（Smart Cark Chip Operation System）是由德国G&D公司和GMD公司合作开发的智能卡卡片级的一个完整的操作系统。它提供适合具体应用的操作和管理的20余条指令，而且其透明的结构使得用户可以集成自定义的指令。该操作系统同样很好地考虑了与现有的和将来的ISO标准的兼容性（ISO/IEC CD 7816。4/Sept.1992）。
Giesecke&Derient是德国最大的卡片生产厂家，一个半世纪以来，以领先的钞票印刷和自动分清技术为全世界四十多个国家的中央银行服务。
在中国，G&D保持其产品和技术一贯的先进、安全、可靠，被纳入中国人民银行金融IC卡及终端标准制定工作组。
一卡之中不同应用的数量只受EEPROM存储容量的限制。STARCOS已经在1K、2K、3K、4K、8K和10K字节的不同的微处理器上得以实现。这样对于一些具体的应用就容易得到最好的性能价格比。只要使用具有更大容量的智能卡，任何新的应用程序都可再扩展。
一个应用程序的登录、生成和安装都可以在所定义的保密级上独立进行。保密的要领和数据结构完全由应用程序的设计者定义。
STARCOS通过独立于应用之外的状态机来保证具体应用的操作和管理按照正确执行序列进行。状态机可以由设计者根据具体应用的要求来定义。这种定义要以非常灵活，从简单的规则，比如所有功能自由访问，到具体的64个不同状态的指令描述规则。
这种序列控制，与分层文件结构结合，可以提供众多可能的组合。同时，与ISO/IEC CD7816-4一致的指令结构，保证了应用接口的标准化。
ISF内部保密文件：存放用户密钥（PINs）和不同保密算法密钥，STARCOS保护和管理这些文件，禁止任何数据输出。
STARCOS智能卡和智能卡终端之间的通信协议采用块传输协议T=1，指令结构基于ISO/IEC CD7816-4。STARCOS SV 也支持字节传输T=0通信协议。
数据传输通过指令响应序列来引导。在一主从应用系统中，智能卡作为从属方，而终端和终端设备（PC、工作站、服务器、主机）作为宿主方生成指令及其序列。
作为一个通用的操作系统，STARCOS管理智能卡应用程序的安装。安装过程不限于单一的应用（例如卡片发行时），新的应用程序可以随时加入，过时的应用程序可以从卡中删除。）
同一时间内应用程序的数量只受存储器容量需求的限制。利用STARCOS的功能可以组成如下应用领域：
根据需要，各应用程序可以单独执行，在这种情况下，由STARCOS来监控制制作独立和维一执行的情况。当然，STARCOS的分层文件结构允许不同应用程序的任意组合运行，这样，不同的应用程序可以共享相同的资源。
出现非法操作时，STARCOS能应用保密信息传送模式进行探测（对指令和/或响应通过授权和/或稳含模式进行探测）