JP2003503864A - 第１インスタンスおよび第２インスタンスを認証する方法および装置 - Google Patents
第１インスタンスおよび第２インスタンスを認証する方法および装置Info
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- H04L9/00—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols
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- H04L9/32—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols including means for verifying the identity or authority of a user of the system or for message authentication, e.g. authorization, entity authentication, data integrity or data verification, non-repudiation, key authentication or verification of credentials
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Abstract
(57)【要約】
第１インスタンスを第２インスタンスにおいて認証するために、非対称暗号化方式によって第１の数を形成する。この第１の数を対称に暗号化し、第２インスタンスに伝送する。第２インスタンスは、第２の数を復号化することによってこの第１の数をチェックし、これによって第１インスタンスを認証する。
Description
【０００１】
本発明は、第１インスタンスを第２インスタンスによって、および／またはそ
の逆に認証する方法および装置に関する。
の逆に認証する方法および装置に関する。
【０００２】
認証（認証化とも称する）の領域では第１インスタンスは第２インスタンスに
対して、この第１インスタンスが実際に第１インスタンスであることは信頼でき
る旨を宣言する。これに相応して（秘密の）データを伝送する際にこのデータが
誰から発せられたのかを保証することができる。
対して、この第１インスタンスが実際に第１インスタンスであることは信頼でき
る旨を宣言する。これに相応して（秘密の）データを伝送する際にこのデータが
誰から発せられたのかを保証することができる。
【０００３】
対称暗号化方法は文献[１]から公知である。この対称暗号化方法では鍵は暗号
化にも復号化にも使用される。このような鍵を入手した攻撃者は、平文（暗号化
すべき情報）を暗号化文に、およびその逆に変換することができる。この対称暗
号化方式は、個人鍵方式または秘密鍵を有する方式とも称される。対称暗号化の
ための公知なアルゴリズムの１つは、ＤＥＳ（Data Encryption Standart）アル
ゴリズムである。これは１９７４年にＡＮＳＩ Ｘ３．９２−１９８１で標準化
された。
化にも復号化にも使用される。このような鍵を入手した攻撃者は、平文（暗号化
すべき情報）を暗号化文に、およびその逆に変換することができる。この対称暗
号化方式は、個人鍵方式または秘密鍵を有する方式とも称される。対称暗号化の
ための公知なアルゴリズムの１つは、ＤＥＳ（Data Encryption Standart）アル
ゴリズムである。これは１９７４年にＡＮＳＩ Ｘ３．９２−１９８１で標準化
された。
【０００４】
非対称暗号化方式は文献[２]から公知である。ここでは加入者に、個別の鍵で
はなく、２つの鍵からなる鍵の系が配属される。すなわち一方の鍵によって平文
が変換された形式にコピーされ、他方の鍵によって逆の操作が可能になり、この
変換された文が平文に戻される。このような方式は非対称であると称される。そ
れは暗号化の操作に関与する２つの側が、（鍵の単一の系の）相異なる鍵を使用
するからである。２つの鍵の一方、例えば鍵ｐは、以下の特性を満たす場合に公
開することが可能である： − 是認できるコストによっては、鍵ｐから逆の操作に必要な秘密鍵ｓを導出
することができない、 − 平文が（公開の）鍵ｐによって変換される場合であっても、これから（秘
密の）鍵ｓを導出することができない。
はなく、２つの鍵からなる鍵の系が配属される。すなわち一方の鍵によって平文
が変換された形式にコピーされ、他方の鍵によって逆の操作が可能になり、この
変換された文が平文に戻される。このような方式は非対称であると称される。そ
れは暗号化の操作に関与する２つの側が、（鍵の単一の系の）相異なる鍵を使用
するからである。２つの鍵の一方、例えば鍵ｐは、以下の特性を満たす場合に公
開することが可能である： − 是認できるコストによっては、鍵ｐから逆の操作に必要な秘密鍵ｓを導出
することができない、 − 平文が（公開の）鍵ｐによって変換される場合であっても、これから（秘
密の）鍵ｓを導出することができない。
【０００５】
このようなことから非対称暗号化方式は、公けにすることのできる鍵ｐを有す
る公開鍵方式とも称される。
る公開鍵方式とも称される。
【０００６】
原理的には秘密鍵ｓを公開鍵ｐから導き出すことが可能である。しかしながら
これは、例えば複雑性理論の問題に基づくアルゴリズムを選択することによって
任意に繁雑になる。このアルゴリズムにおいてはいわゆる「一方向性トラップド
ア」(one-way-trapdoor)関数という用語も用いられる。非対称暗号化方式の公知
の代表的な方式はDiffie-Hellmann方式[６]である。この方式は殊に鍵配送（Dif
fe-Hellman key agreement, exponential key exchange）に使用することができ
る。
これは、例えば複雑性理論の問題に基づくアルゴリズムを選択することによって
任意に繁雑になる。このアルゴリズムにおいてはいわゆる「一方向性トラップド
ア」(one-way-trapdoor)関数という用語も用いられる。非対称暗号化方式の公知
の代表的な方式はDiffie-Hellmann方式[６]である。この方式は殊に鍵配送（Dif
fe-Hellman key agreement, exponential key exchange）に使用することができ
る。
【０００７】
暗号化とは暗号方式Ｖ(ｘ，ｋ)を一般的に適用することをいい、ここでは所定
の入力値ｘ（平文とも称される）を秘密ｋ（鍵）によって暗号文ｃ：＝Ｖ(ｘ，
ｋ)に変換する。逆の復号化方式を用いてｃとｋとの知識により平文ｘを再構成
することができる。また暗号化とはいわゆる一方向性暗号化のこともいい、これ
は、効率的な計算ができる逆の復号化方式が存在しないという特性を有する。こ
のような一方向性暗号化方式の例は、暗号化一方向性関数ないしは暗号化ハッシ
ュ関数、例えばアルゴリズムＳＨＡ−１であり、これについては文献[４]を参照
されたい。
の入力値ｘ（平文とも称される）を秘密ｋ（鍵）によって暗号文ｃ：＝Ｖ(ｘ，
ｋ)に変換する。逆の復号化方式を用いてｃとｋとの知識により平文ｘを再構成
することができる。また暗号化とはいわゆる一方向性暗号化のこともいい、これ
は、効率的な計算ができる逆の復号化方式が存在しないという特性を有する。こ
のような一方向性暗号化方式の例は、暗号化一方向性関数ないしは暗号化ハッシ
ュ関数、例えばアルゴリズムＳＨＡ−１であり、これについては文献[４]を参照
されたい。
【０００８】
実践的には、電子署名の検証に使用される公開鍵が、実際に当人の公開鍵であ
ることを保証しなければならないという問題があり、ここでこの公開鍵から当人
が、伝送されたデータを作成した人であることが分かる（作成者の正当性を保証
する）。したがって公開鍵は、秘密にされないが正当でなければならない。多く
のコストで認証を保証する公知のメカニズムは存在する（文献[３]参照）。この
ようなメカニズムはいわゆるトラストセンタ（Trustcenter）の設備であり、こ
のセンタは信用が与えられており、このセンタによって一般的な正当性が保証さ
れる。しかしながらこのようなトラストセンタを設立すること、およびこのトラ
ストセンタから鍵を配送することには多大なコストがかかる。例えば鍵分配時に
は、可能的な攻撃者ではなく宛名人が１つまたは複数の鍵を実際に受け取ること
も保証しなければならない。相応してトラストセンタの設備および運営のコスト
がかかる。
ることを保証しなければならないという問題があり、ここでこの公開鍵から当人
が、伝送されたデータを作成した人であることが分かる（作成者の正当性を保証
する）。したがって公開鍵は、秘密にされないが正当でなければならない。多く
のコストで認証を保証する公知のメカニズムは存在する（文献[３]参照）。この
ようなメカニズムはいわゆるトラストセンタ（Trustcenter）の設備であり、こ
のセンタは信用が与えられており、このセンタによって一般的な正当性が保証さ
れる。しかしながらこのようなトラストセンタを設立すること、およびこのトラ
ストセンタから鍵を配送することには多大なコストがかかる。例えば鍵分配時に
は、可能的な攻撃者ではなく宛名人が１つまたは複数の鍵を実際に受け取ること
も保証しなければならない。相応してトラストセンタの設備および運営のコスト
がかかる。
【０００９】
本発明の課題は、別個のコストを証明インスタンスまたはトラストセンタに対
してに投資する必要のない認証を提供することある。
してに投資する必要のない認証を提供することある。
【００１０】
この課題は、請求項１および１２の特徴部分に記載された特徴的構成によって
解決される。本発明の発展形態は従属請求項に記載されている。
解決される。本発明の発展形態は従属請求項に記載されている。
【００１１】
上記課題を解決するため、第１インスタンスを第２インスタンスによって認証
する方法が提供され、ここでは第１インスタンスによって、（公開の）所定の既
知の値ｇと、第１インスタンスだけに既知の値ｘとに操作Ａ(ｘ，ｇ)を実行する
。この第１操作の結果を、第１および第２インスタンスに既知の第１鍵によって
暗号化する。この第１鍵によって暗号化した、第１操作の結果を、第１インスタ
ンスから第２インスタンスに伝送する。
する方法が提供され、ここでは第１インスタンスによって、（公開の）所定の既
知の値ｇと、第１インスタンスだけに既知の値ｘとに操作Ａ(ｘ，ｇ)を実行する
。この第１操作の結果を、第１および第２インスタンスに既知の第１鍵によって
暗号化する。この第１鍵によって暗号化した、第１操作の結果を、第１インスタ
ンスから第２インスタンスに伝送する。
【００１２】
ここで殊に有利であるのは対称方式を使用することであり、これによって一方
のインスタンスの認証が他方のインスタンスに対して作成される。この認証は、
別個の証明インスタンスまたはトラストセンタの設備がなくても行われる。
のインスタンスの認証が他方のインスタンスに対して作成される。この認証は、
別個の証明インスタンスまたはトラストセンタの設備がなくても行われる。
【００１３】
１実施形態の特徴は、第１操作Ａ(ｘ，ｇ)が非対称暗号方式であることである
。例えばこの第１操作を任意の有限巡回群Ｇに対して行うことができることであ
る。
。例えばこの第１操作を任意の有限巡回群Ｇに対して行うことができることであ
る。
【００１４】
別の実施形態の特徴は、第１操作Ａ(ｘ，ｇ)がDiffie-Hellman関数Ｇ(ｇｘ)で
あることである。択一的には第１操作をＲＳＡ関数ｘｇとすることも可能である
。
あることである。択一的には第１操作をＲＳＡ関数ｘｇとすることも可能である
。
【００１５】
１発展形態の特徴は、群Ｇは以下の群のうちの１つであることである：
ａ） 例えば、
・ あらかじめ設定した素数ｐを法とする整数の乗法群Ｚｐ ＊；
・ 標数２の有限体Ｆｔ上の、ｔ＝２ｍなる乗法群Ｆｔ*；
・ 原始元の群Ｚｎ ＊、ただしｎは合成数；
を有する、有限体Ｆｑの乗法群Ｆｑ ＊；
ｂ） 有限体上の楕円曲線上の点の群；
ｃ） 有限体上の超楕円曲線のJacobiバリアント（Jacobivariante）。
【００１６】
別の発展形態の特徴は、第１操作の結果が第２鍵であることであり、ここでこ
の第２鍵によって第１インスタンスを正当と認め、これによって第２インスタン
スにおけるサービスが実行される。
の第２鍵によって第１インスタンスを正当と認め、これによって第２インスタン
スにおけるサービスが実行される。
【００１７】
付加的な実施形態の特徴は、第２鍵がいわゆる「セションキー」（Sessionkey
）か、またはアプリケーションに結びついた正当性であることである。
）か、またはアプリケーションに結びついた正当性であることである。
【００１８】
第２鍵を決定して
Ｇ(gｘｙ)
にすることも発展形態の１つであり、これは第２インスタンスによって、この第
２インスタンスだけに既知である秘密の数ｙを用いて操作Ｇ(ｇｙ)を実行するこ
とによって行われる。この第２操作の結果は第１鍵によって暗号化され、第１イ
ンスタンスに伝送される。
２インスタンスだけに既知である秘密の数ｙを用いて操作Ｇ(ｇｙ)を実行するこ
とによって行われる。この第２操作の結果は第１鍵によって暗号化され、第１イ
ンスタンスに伝送される。
【００１９】
付加的な発展形態の特徴は、第２鍵を形成するためにDiffie-Hellmann方式を
使用することである。
使用することである。
【００２０】
別の実施形態の特徴は、第１鍵による暗号化を一方向性関数、例えば暗号化一
方向性関数に基づいて実行することである。一方向性関数の特徴は、これが一方
向には簡単に計算されるが、その反対には大きなコストをかけなければできない
ため、実践的はその可能性を無視できることである。このような一方向性関数の
例は、入力Ａから出力Ｂを形成する暗号化ハッシュ関数である。この出力Ｂに基
づいて入力Ａを復号化することは、ハッシュ関数のアルゴリズムが既知の場合で
も不可能である。
方向性関数に基づいて実行することである。一方向性関数の特徴は、これが一方
向には簡単に計算されるが、その反対には大きなコストをかけなければできない
ため、実践的はその可能性を無視できることである。このような一方向性関数の
例は、入力Ａから出力Ｂを形成する暗号化ハッシュ関数である。この出力Ｂに基
づいて入力Ａを復号化することは、ハッシュ関数のアルゴリズムが既知の場合で
も不可能である。
【００２１】
第１鍵によって実行される暗号化が非対称暗号化方式に相応することも１つの
発展形態である。
発展形態である。
【００２２】
最後に、伝送されるデータが秘密のデータであることは１発展形態である。
【００２３】
さらに上述の課題を解決するために認証装置が提供され、ここではプロセッサ
ユニットが設けられており、このプロセッサユニットは、 ａ） 第１インスタンスによって、所定の既知の値ｇと、第１インスタンスだ
けに既知の値ｇとに第１操作Ａ(ｘ，ｇ）が実行され、 ｂ） 第１操作の結果が、第１および第２インスタンスに既知の第１鍵によっ
って暗号化され、 ｃ） 第１鍵によって暗号化された、第１操作の結果が、第１インスタンスか
ら第２インスタンスに伝送され、 ｄ） 第２インスタンスによって、第１鍵を用いて第１操作の結果が復号化さ
れ、これによって第１インスタンスが認証されるように構成されている。
ユニットが設けられており、このプロセッサユニットは、 ａ） 第１インスタンスによって、所定の既知の値ｇと、第１インスタンスだ
けに既知の値ｇとに第１操作Ａ(ｘ，ｇ）が実行され、 ｂ） 第１操作の結果が、第１および第２インスタンスに既知の第１鍵によっ
って暗号化され、 ｃ） 第１鍵によって暗号化された、第１操作の結果が、第１インスタンスか
ら第２インスタンスに伝送され、 ｄ） 第２インスタンスによって、第１鍵を用いて第１操作の結果が復号化さ
れ、これによって第１インスタンスが認証されるように構成されている。
【００２４】
この装置は、本発明の方法または上記の発展形態のうちの１つを実行するのに
殊に有利である。
殊に有利である。
【００２５】
本発明の実施例を以下、図面に基づいて説明する。ここで、
図１は、２つのインスタンス間の共通の鍵を取り決めるための概略を示してお
り、ここでこれらの鍵の正当性はそれぞれ保証されており、 図２は、図１の概略をＤＥＳアルゴリズムを使用した場合に示しており、 図３は、プロセッサユニットを示している。
り、ここでこれらの鍵の正当性はそれぞれ保証されており、 図２は、図１の概略をＤＥＳアルゴリズムを使用した場合に示しており、 図３は、プロセッサユニットを示している。
【００２６】
図１には、２つのインスタンス間の共通の鍵を取り決めるための概略が示され
ており、ここでこれらの鍵の正当性はそれぞれ保証されている。インスタンスＡ １０１は、体における乱数ｚを「mod p-1」で選択する（ブロック１０３参照
）。つぎにインスタンス１０１によって、インスタンス１０２にメッセージ１０
４が伝送され、これは以下の形式を有する： ｇ，ｐ，ＴＡ，ＩＤＡ，ｇｘmod p，Ｈ(ｇｘmod p，ＰＷ，ＩＤＡ，ＴＡ，…
） ここで、 ｘはインスタンスＡ １０１の秘密の乱数値を、 ｙはインスタンスＢ １０２の秘密の乱数値を、 ｇはDiffie-Hellman方式による生成元を、 ｐはDiffie-Hellman方式のための素数を、 ＴＡはメッセージを形成ないしは送出する際のインスタンスＡのタイムスタン
プを、 ＴＢはメッセージを形成ないしは送出する際のインスタンスＢのタイムスタン
プを、 ＩＤＡはインスタンスＡの識別指標を、 ＩＤＢはインスタンスＢの識別指標を、 ｇｘmod pはインスタンスＡの公開Diffie-Hellman鍵を、 ｇｙmod pはインスタンスＢの公開Diffie-Hellman鍵を、 ＰＷはインスタンスＡとＢとの間の共通の秘密（パスワード、「共有秘密」（
shared secret）を、 Ｈ(Ｍ）はパラメタＭに関する暗号化一方向性関数（ハッシュ関数）を、 ＫＥＹは、２つのインスタンスＡおよびＢに共通のセションキーをそれぞれ表
している。このメッセージがインスタンス１０２に到来すると、そこで（体から
乱数ｙが「mod p-1」で選択されブロック１０５参照）、ブロック１０６で共通
の鍵が ＫＥＹ＝ｇｘｙmod p のように取り決められる。
ており、ここでこれらの鍵の正当性はそれぞれ保証されている。インスタンスＡ １０１は、体における乱数ｚを「mod p-1」で選択する（ブロック１０３参照
）。つぎにインスタンス１０１によって、インスタンス１０２にメッセージ１０
４が伝送され、これは以下の形式を有する： ｇ，ｐ，ＴＡ，ＩＤＡ，ｇｘmod p，Ｈ(ｇｘmod p，ＰＷ，ＩＤＡ，ＴＡ，…
） ここで、 ｘはインスタンスＡ １０１の秘密の乱数値を、 ｙはインスタンスＢ １０２の秘密の乱数値を、 ｇはDiffie-Hellman方式による生成元を、 ｐはDiffie-Hellman方式のための素数を、 ＴＡはメッセージを形成ないしは送出する際のインスタンスＡのタイムスタン
プを、 ＴＢはメッセージを形成ないしは送出する際のインスタンスＢのタイムスタン
プを、 ＩＤＡはインスタンスＡの識別指標を、 ＩＤＢはインスタンスＢの識別指標を、 ｇｘmod pはインスタンスＡの公開Diffie-Hellman鍵を、 ｇｙmod pはインスタンスＢの公開Diffie-Hellman鍵を、 ＰＷはインスタンスＡとＢとの間の共通の秘密（パスワード、「共有秘密」（
shared secret）を、 Ｈ(Ｍ）はパラメタＭに関する暗号化一方向性関数（ハッシュ関数）を、 ＫＥＹは、２つのインスタンスＡおよびＢに共通のセションキーをそれぞれ表
している。このメッセージがインスタンス１０２に到来すると、そこで（体から
乱数ｙが「mod p-1」で選択されブロック１０５参照）、ブロック１０６で共通
の鍵が ＫＥＹ＝ｇｘｙmod p のように取り決められる。
【００２７】
第２インスタンス１０２は以下の形式のメッセージ１０７
ＴＢ，ＩＤＢ，ｇｙmod p，Ｈ(ｇｙmod p，ＰＷ，ＩＤＢ，ＴＢ，…）
をインスタンス１０１に伝送する。第１インスタンス１０１はこれに基づいてス
テップ１０８で操作 ＫＥＹ＝ｇｘｙmod p を実行し、ここから同様に秘密鍵ＫＥＹが得られる。
テップ１０８で操作 ＫＥＹ＝ｇｘｙmod p を実行し、ここから同様に秘密鍵ＫＥＹが得られる。
【００２８】
ここで注意したいのは、例えば体「mod p-1」を沢山の選択肢から選び出した
ことである。さらにメッセージ１０４および１０７は、多数の選択肢のうちの１
つずつの選択肢とみなされる。殊にアドレッシングのために付け加えられる、メ
ッセージ内のフィールドは、アプリケーションないしは使用した伝送プロトコル
に依存する。
ことである。さらにメッセージ１０４および１０７は、多数の選択肢のうちの１
つずつの選択肢とみなされる。殊にアドレッシングのために付け加えられる、メ
ッセージ内のフィールドは、アプリケーションないしは使用した伝送プロトコル
に依存する。
【００２９】
図１では暗号化一方向性ハッシュ関数Ｈが使用される。このような一方向性ハ
ッシュ関数と伝送する例は、ＳＨＡ−１アルゴリズムである（引用文献[４]参照
）。一方向性ハッシュ関数Ｈの代わりに対称暗号化方式、例えばＤＥＳアルゴリ
ズム[５]を使用する例は図２に示されている。ブロック１０１，１０２，１０３
，１０５，１０６および１０８は図２において図１と同じである。第１インスタ
ンス１０１から第２インスタンス１０２に伝送されるメッセージ２０１は形式 ｇ，ｐ，ＴＡ，ＩＤＡ，ｇｘmod p， ＥＮＣＰＷ(ｇｘmod p，ＰＷ，ＩＤＡ，ＴＡ，…） を有しており、ここで ＥＮＣＰＷ(Ｍ)は、パラメタＭを鍵ＰＷで暗号化する対称方式を示している。
ッシュ関数と伝送する例は、ＳＨＡ−１アルゴリズムである（引用文献[４]参照
）。一方向性ハッシュ関数Ｈの代わりに対称暗号化方式、例えばＤＥＳアルゴリ
ズム[５]を使用する例は図２に示されている。ブロック１０１，１０２，１０３
，１０５，１０６および１０８は図２において図１と同じである。第１インスタ
ンス１０１から第２インスタンス１０２に伝送されるメッセージ２０１は形式 ｇ，ｐ，ＴＡ，ＩＤＡ，ｇｘmod p， ＥＮＣＰＷ(ｇｘmod p，ＰＷ，ＩＤＡ，ＴＡ，…） を有しており、ここで ＥＮＣＰＷ(Ｍ)は、パラメタＭを鍵ＰＷで暗号化する対称方式を示している。
【００３０】
逆方向にはインスタンス１０２からインスタンス１０１に、図２ではメッセー
ジ２０２が送出され、これは以下の形式 ＴＢ，ＩＤＢ，ｇｙmod p，ＥＮＣＰＷ(ｇｙmod p，ＰＷ，ＩＤＢ，ＴＢ，…
） を有する。
ジ２０２が送出され、これは以下の形式 ＴＢ，ＩＤＢ，ｇｙmod p，ＥＮＣＰＷ(ｇｙmod p，ＰＷ，ＩＤＢ，ＴＢ，…
） を有する。
【００３１】
ここで殊に注意したいのは、１つずつのメッセージ（図１ではメッセージ１０
４ないしは図２ではメッセージ２０１）で十分であり、これによって第１インス
タンス１０１が第２インスタンス１０２に対して認証されることである。第２イ
ンスタンス、すなわち例えば、ネットワークコネクション内、例えばインターネ
ット内の実行すべきサービスが認証されなければならないことを問題にしない場
合、第１インスタンス１０１だけが認証されれば十分である。これはすでに第１
メッセージ１０４および２０１をそれぞれ伝送した後に行われる。例えば第１イ
ンスタンス１０１が第２インスタンス１０２においてダイヤルイン（einwaehlhe
n）される場合、この第２インスタンス１０２も正当なインスタンスであること
を前提にしてよいことが多い。逆に第２インスタンス１０２が前提にできなけれ
ばならないのは、呼び出し側（第１インスタンス１０１）が、それ自体が第１イ
ンスタンスであると称しているインスタンスであることである。したがってこの
方向、すなわち第１インスタンス１０１から第２インスタンス１０２において正
当性のチェックが重要である。
４ないしは図２ではメッセージ２０１）で十分であり、これによって第１インス
タンス１０１が第２インスタンス１０２に対して認証されることである。第２イ
ンスタンス、すなわち例えば、ネットワークコネクション内、例えばインターネ
ット内の実行すべきサービスが認証されなければならないことを問題にしない場
合、第１インスタンス１０１だけが認証されれば十分である。これはすでに第１
メッセージ１０４および２０１をそれぞれ伝送した後に行われる。例えば第１イ
ンスタンス１０１が第２インスタンス１０２においてダイヤルイン（einwaehlhe
n）される場合、この第２インスタンス１０２も正当なインスタンスであること
を前提にしてよいことが多い。逆に第２インスタンス１０２が前提にできなけれ
ばならないのは、呼び出し側（第１インスタンス１０１）が、それ自体が第１イ
ンスタンスであると称しているインスタンスであることである。したがってこの
方向、すなわち第１インスタンス１０１から第２インスタンス１０２において正
当性のチェックが重要である。
【００３２】
図３にはプロセッサユニットＰＲＺＥが示されている。プロセッサユニットＰ
ＲＺＥには、プロセッサＣＰＵと、メモリＳＰＥと、インタフェースＩＦＣを介
して種々に利用される入／出力インタフェースＩＯＳとが含まれている。すなわ
ちグラフィックインタフェースを介して出力がモニタＭＯＮに表示され、および
／またはプリンタＰＲＴに送出される。入力はマウスＭＡＳまたはキーボードＴ
ＡＳＴを介して行われる。プロセッサユニットＰＲＺＥはデータバスＢＵＳも有
しており、これはメモリＭＥＭと、プロセッサＣＰＵと、入／出力インタフェー
スＩＯＳとの接続を保証する。さらにデータバスＢＵＳには付加的なコンポーネ
ント、例えば付加的なメモリ、データ記憶装置（ハードディスク）またはスキャ
ナを接続することができる。
ＲＺＥには、プロセッサＣＰＵと、メモリＳＰＥと、インタフェースＩＦＣを介
して種々に利用される入／出力インタフェースＩＯＳとが含まれている。すなわ
ちグラフィックインタフェースを介して出力がモニタＭＯＮに表示され、および
／またはプリンタＰＲＴに送出される。入力はマウスＭＡＳまたはキーボードＴ
ＡＳＴを介して行われる。プロセッサユニットＰＲＺＥはデータバスＢＵＳも有
しており、これはメモリＭＥＭと、プロセッサＣＰＵと、入／出力インタフェー
スＩＯＳとの接続を保証する。さらにデータバスＢＵＳには付加的なコンポーネ
ント、例えば付加的なメモリ、データ記憶装置（ハードディスク）またはスキャ
ナを接続することができる。
【００３３】
引用文献一覧：
【００３４】
【外１】
【図１】
２つのインスタンス間の共通の鍵を取り決めるための概略を示す図である。
【図２】
図１の概略をＤＥＳアルゴリズムを使用した場合に示す図である。
【図３】
プロセッサユニットを示す図である。
【手続補正書】特許協力条約第３４条補正の翻訳文提出書
【提出日】平成１２年１２月１８日（２０００．１２．１８）
【手続補正１】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】特許請求の範囲
【補正方法】変更
【補正の内容】
【特許請求の範囲】
Claims (12)
- 【請求項１】 ａ） 第１インスタンスによって、所定の既知の値ｇと、当
該第１インスタンスだけに既知の値ｘとに第１操作Ａ(ｘ，ｇ)を実行し、 ｂ） 該第１操作の結果を、第１および第２インスタンスに既知の第１鍵によ
って暗号化し、 ｃ） 該第１鍵によって暗号化された、前記第１操作の結果を第１インスタン
スから第２インスタンスに伝送し、 ｄ） 第２インスタンスによって、第１鍵を用いて前記第１操作の結果を復号
化し、これによって第１インスタンスを認証することを特徴とする 認証方法。 - 【請求項２】 前記第１操作Ａ(ｘ，ｇ)は非対称暗号化方式である 請求項１に記載の方法。
- 【請求項３】 前記第１操作Ａ(ｘ，ｇ)は、 ａ） Diffie-Hellmann関数Ｇ(ｇｘ)であり、ここでＧ()は任意の有限巡回群
Ｇであり、 ｂ） ＲＳＡ関数ｘｇである 請求項１または２に記載の方法。 - 【請求項４】 前記第１操作を群Ｇに実行し、ここで当該群Ｇは、 ａ）例えば、 ・ 所定の素数ｐを法とする整数の乗法群Ｚｐ ＊； ・ 標数２の有限体Ｆｔ上の、ｔ＝２ｍなる乗法群Ｆｔ*； ・ 原始元の群Ｚｎ ＊、ただしｎは合成数； を有する、有限体Ｆｑの乗法群Ｆｑ ＊； ｂ） 有限体上の楕円曲線上の点の群； ｃ） 有限体上の超楕円曲線のJacobiバリアント のうちの１つである 請求項１から３までのいずれか１項に記載の方法。
- 【請求項５】 前記の第１操作の結果は第２鍵であり、該第２鍵によって第
１インスタンスを正当であると認め、これによって第２インスタンスにおけるサ
ービスが実行される 請求項１から４までのいずれか１項の方法。 - 【請求項６】 前記第２鍵は、セションキーか、またはアプリケーションに
結びついた正当性である 請求項１から５までのいずれか１項に記載の方法。 - 【請求項７】 第２鍵を決定して Ｇ(gｘｙ) にし、ここで当該決定は、第２インスタンスによって、該第２インスタンスだ
けに既知である秘密の数ｙを用いて第２操作Ｇ(ｇｙ)を実行することにより行わ
れ、 該第２操作の結果を、第１鍵によって暗号化して第１インスタンスに伝送する 請求項５または６に記載の方法。 - 【請求項８】 前記第２鍵を形成するためにDiffie-Hellman方式を使用する 請求項１から７までのいずれか１項に記載の方法。
- 【請求項９】 前記の第１鍵による暗号化を、一方向性関数、例えば暗号化
一方向性関数に基づいて実行する 請求項１から８までのいずれか１項に記載の方法。 - 【請求項１０】 前記の第１鍵による暗号化を、対称暗号化方式に基づいて
実行する 請求項１から６までのいずれか１項に記載の方法。 - 【請求項１１】 伝送されるデータが秘密のデータである 請求項１から１０までのいずれか１項に記載の方法。
- 【請求項１２】 プロセッサユニットが設けられており、このプロセッサユ
ニットは、 ａ） 第１インスタンスによって、所定の既知の値ｇと、当該第１インスタン
スだけに既知の値ｇとに第１操作Ａ(ｘ，ｇ）が実行され、 ｂ） 該第１操作の結果が、第１および第２インスタンスに既知の第１鍵によ
っって暗号化され、 ｃ） 第１鍵によって暗号化された、前記第１操作の結果が第１インスタンス
から第２インスタンスに伝送され、 ｄ） 第２インスタンスによって、第１鍵を用いて第１操作の結果が復号化さ
れ、これにより第１インスタンスが認証されるように構成されていることを特徴
とする 認証装置。
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