JPH06169306A - 安全な通信のためのプロトコルおよび装置 - Google Patents
安全な通信のためのプロトコルおよび装置Info
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- JPH06169306A JPH06169306A JP4284901A JP28490192A JPH06169306A JP H06169306 A JPH06169306 A JP H06169306A JP 4284901 A JP4284901 A JP 4284901A JP 28490192 A JP28490192 A JP 28490192A JP H06169306 A JPH06169306 A JP H06169306A
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- 238000000034 method Methods 0.000 claims abstract description 38
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Classifications
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L9/00—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols
- H04L9/08—Key distribution or management, e.g. generation, sharing or updating, of cryptographic keys or passwords
- H04L9/0816—Key establishment, i.e. cryptographic processes or cryptographic protocols whereby a shared secret becomes available to two or more parties, for subsequent use
- H04L9/0838—Key agreement, i.e. key establishment technique in which a shared key is derived by parties as a function of information contributed by, or associated with, each of these
- H04L9/0841—Key agreement, i.e. key establishment technique in which a shared key is derived by parties as a function of information contributed by, or associated with, each of these involving Diffie-Hellman or related key agreement protocols
- H04L9/0844—Key agreement, i.e. key establishment technique in which a shared key is derived by parties as a function of information contributed by, or associated with, each of these involving Diffie-Hellman or related key agreement protocols with user authentication or key authentication, e.g. ElGamal, MTI, MQV-Menezes-Qu-Vanstone protocol or Diffie-Hellman protocols using implicitly-certified keys
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Computer Security & Cryptography (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Storage Device Security (AREA)
- Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)
- Mobile Radio Communication Systems (AREA)
- Small-Scale Networks (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【目的】 秘密を共有する当事者どうしの間で内密かつ
正式な通信を確立するための装置を提供する。 【構成】 法発明の装置は、公開キー分配法のメッセー
ジの部分が暗号キーとして共有の秘密を用いて暗号化さ
れる。非対称キー暗号法は、公開キー分配法の機能性の
包含集合（スーパーセット）を与えるので、公開キー分
配法は、公開キー分配法に見合った機能性を与えるため
に使用される非対称キー暗号法を含むように構築され
る。
正式な通信を確立するための装置を提供する。 【構成】 法発明の装置は、公開キー分配法のメッセー
ジの部分が暗号キーとして共有の秘密を用いて暗号化さ
れる。非対称キー暗号法は、公開キー分配法の機能性の
包含集合（スーパーセット）を与えるので、公開キー分
配法は、公開キー分配法に見合った機能性を与えるため
に使用される非対称キー暗号法を含むように構築され
る。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、概して暗号通信に関
し、さらに詳細には、比較的安全でない機密しか共有し
ていない当事者の間で（当事者の正真が証明されるとい
う意味において）正式かつ（または）内密な通信を確立
するための方法およびシステムに関する。
し、さらに詳細には、比較的安全でない機密しか共有し
ていない当事者の間で（当事者の正真が証明されるとい
う意味において）正式かつ（または）内密な通信を確立
するための方法およびシステムに関する。
【０００２】
【従来の技術】当事者は、内密かつ正式な通信を行うこ
とを希望することがしばしばある。秘密は物理的手段に
よっても求めることができるが、暗号的手段を採用する
方が、有効かつ効率的であることが多い。さらに、正真
の確認は、物理的に安全を保証する専用の設備によって
得ることができるが、これも暗号技術によってさらに容
易に実現することができる。
とを希望することがしばしばある。秘密は物理的手段に
よっても求めることができるが、暗号的手段を採用する
方が、有効かつ効率的であることが多い。さらに、正真
の確認は、物理的に安全を保証する専用の設備によって
得ることができるが、これも暗号技術によってさらに容
易に実現することができる。
【０００３】定説のある暗号技術を用いて、一方の当事
者が、それぞれの当事者しか知らない秘密の情報（例え
ば、パスワード）を明らかにすることによって、自身の
正真を証明する。その秘密が明らかにされるとき、特
に、それが物理的に安全でない通信路を介して伝えられ
る場合、盗聴されやすい。これは、盗聴者が秘密を知
り、後に当事者の一方を装うことを許してしまう。
者が、それぞれの当事者しか知らない秘密の情報（例え
ば、パスワード）を明らかにすることによって、自身の
正真を証明する。その秘密が明らかにされるとき、特
に、それが物理的に安全でない通信路を介して伝えられ
る場合、盗聴されやすい。これは、盗聴者が秘密を知
り、後に当事者の一方を装うことを許してしまう。
【０００４】ＭＩＴのプロジェクト・アテナ（Project
Athena）のカルベロス（Kerberos）正真確認システムで
は、コンピュータ網を背景にこの問題を解決しようとし
ている。「ＡＣＭの通信（Communication of the AC
M）」第２１巻、第１２号p.993-p.999（１９７８年１１
月）のＲ．Ｍ．ニーダム（Needham）およびＭ．Ｄ．シ
ュロウダ（Schroeder）による「大規模なコンピュータ
網における正真確認のための暗号化の使用（Using Encr
yption for Authentication in Large Networks ofComp
uters）」、および１９８８年ダラスにおける「冬季Ｕ
ＳＥＮＩＸ会議会報（Proc.Winter USENIX Conferenc
e）」のＪ．ステイナ（Steiner）、Ｃ．ニューマン（Ne
umann）およびＪ．Ｉ．シラー（Schiller）による「オ
ープン・ネットワーク・システムのための正真確認サー
ビス（An Authentication Service forOpen Network Sy
stems）」を参照されたい。カルベロス・システムによ
れば、カルベロス・システムの各利用者は、秘密でない
固有のログインＩＤを与えられ、秘密のパスワードを選
択することが許される。このパスワードを利用者がカル
ベロス・システムに知らせ、双方の当事者がその秘密を
保持する。このパスワードは秘密にされるので、利用者
がカルベロス・システムに対し自らの正真を証明するた
めに使用することができる。
Athena）のカルベロス（Kerberos）正真確認システムで
は、コンピュータ網を背景にこの問題を解決しようとし
ている。「ＡＣＭの通信（Communication of the AC
M）」第２１巻、第１２号p.993-p.999（１９７８年１１
月）のＲ．Ｍ．ニーダム（Needham）およびＭ．Ｄ．シ
ュロウダ（Schroeder）による「大規模なコンピュータ
網における正真確認のための暗号化の使用（Using Encr
yption for Authentication in Large Networks ofComp
uters）」、および１９８８年ダラスにおける「冬季Ｕ
ＳＥＮＩＸ会議会報（Proc.Winter USENIX Conferenc
e）」のＪ．ステイナ（Steiner）、Ｃ．ニューマン（Ne
umann）およびＪ．Ｉ．シラー（Schiller）による「オ
ープン・ネットワーク・システムのための正真確認サー
ビス（An Authentication Service forOpen Network Sy
stems）」を参照されたい。カルベロス・システムによ
れば、カルベロス・システムの各利用者は、秘密でない
固有のログインＩＤを与えられ、秘密のパスワードを選
択することが許される。このパスワードを利用者がカル
ベロス・システムに知らせ、双方の当事者がその秘密を
保持する。このパスワードは秘密にされるので、利用者
がカルベロス・システムに対し自らの正真を証明するた
めに使用することができる。
【０００５】カルベロス・システムの利用者が、カルベ
ロス・コンピュータにアクセスしようとする場合、利用
者は、アクセス要求と共にログインＩＤをカルベロス・
コンピュータに送る。正真性の確認は、利用者がＩＤと
共にパスワードを送ることを求めることによって成し遂
げられるが、この方法には、盗聴者がその気になればそ
の利用者のＩＤおよび対応するパスワードを簡単に確か
められるという重大な不便がある。
ロス・コンピュータにアクセスしようとする場合、利用
者は、アクセス要求と共にログインＩＤをカルベロス・
コンピュータに送る。正真性の確認は、利用者がＩＤと
共にパスワードを送ることを求めることによって成し遂
げられるが、この方法には、盗聴者がその気になればそ
の利用者のＩＤおよび対応するパスワードを簡単に確か
められるという重大な不便がある。
【０００６】この問題を避けるために、カルベロス・シ
ステムでは、真の利用者以外には多分解けないパズルを
生成することによって利用者のＩＤを確認する。このパ
ズルは、あるメッセージを収容し、組み合わせ錠が掛け
られ施錠された箱と考えることができる。パズルは、そ
の組み合わせ錠に対する組み合わせが受信されたＩＤに
関係付けられた真の利用者によって知られる秘密のパス
ワードとなるように、カルベロス・システムによって構
成される。真の利用者は、自分自身のパスワードを知っ
ているので、そのパスワードを使って錠を開き、中のメ
ッセージを再生することができる。組み合わせ錠への組
み合わせが多数の可能性の中から無作為に選択される場
合、本人を装って錠を「こじ開ける」ことは不可能であ
る。パズルを生成するために使用される仕組みでは、一
般にいくつかの段階を用いる。第１に、カルベロス・シ
ステムは、利用者に伝えるべきメッセージとして乱数を
生成する。次に、利用者のパスワードがそのパズルを解
きメッセージを再生する鍵となるようなパズル（前記の
乱数を含む）を作る。例えば、１種類のパズルによれ
ば、各パズルは乱数に利用者のパスワードを加えたもの
に等しい。利用者のパスワードが３０４９で、乱数が５
２９４ならば、パズルは８３４３となる。
ステムでは、真の利用者以外には多分解けないパズルを
生成することによって利用者のＩＤを確認する。このパ
ズルは、あるメッセージを収容し、組み合わせ錠が掛け
られ施錠された箱と考えることができる。パズルは、そ
の組み合わせ錠に対する組み合わせが受信されたＩＤに
関係付けられた真の利用者によって知られる秘密のパス
ワードとなるように、カルベロス・システムによって構
成される。真の利用者は、自分自身のパスワードを知っ
ているので、そのパスワードを使って錠を開き、中のメ
ッセージを再生することができる。組み合わせ錠への組
み合わせが多数の可能性の中から無作為に選択される場
合、本人を装って錠を「こじ開ける」ことは不可能であ
る。パズルを生成するために使用される仕組みでは、一
般にいくつかの段階を用いる。第１に、カルベロス・シ
ステムは、利用者に伝えるべきメッセージとして乱数を
生成する。次に、利用者のパスワードがそのパズルを解
きメッセージを再生する鍵となるようなパズル（前記の
乱数を含む）を作る。例えば、１種類のパズルによれ
ば、各パズルは乱数に利用者のパスワードを加えたもの
に等しい。利用者のパスワードが３０４９で、乱数が５
２９４ならば、パズルは８３４３となる。
【０００７】パズルは、カルベロス・システムによって
利用者に送られる。前記の例を続けると、利用者は、自
分自身のパスワードを知っているので、メッセージ（５
２９４）を再生するためにそのパズル（８３４３）から
自分自身のパスワード（３０４９）を引くことによっ
て、そのパズルを解いてメッセージを再生することがで
きる。そのパズル（８３４３）は分かってもパスワード
を知らない盗聴者がメッセージを発見する見込みはな
い。カルベロス・システムによれば、最初のパズルの
後、利用者とカルベロス・システムとの間の通信は、す
べてパズルの形式で送られる。しかし、後続のパズルを
解く鍵は、カルベロス・システムおよび真の利用者でな
ければ分からない最初のパズルに含まれていた乱数であ
る。利用者およびコンピュータが有意義に通信できると
きは、暗に正真の確認が行われる。そして、心証の確認
は、すべて暗号化されているので、秘密の保護が達成さ
れる。
利用者に送られる。前記の例を続けると、利用者は、自
分自身のパスワードを知っているので、メッセージ（５
２９４）を再生するためにそのパズル（８３４３）から
自分自身のパスワード（３０４９）を引くことによっ
て、そのパズルを解いてメッセージを再生することがで
きる。そのパズル（８３４３）は分かってもパスワード
を知らない盗聴者がメッセージを発見する見込みはな
い。カルベロス・システムによれば、最初のパズルの
後、利用者とカルベロス・システムとの間の通信は、す
べてパズルの形式で送られる。しかし、後続のパズルを
解く鍵は、カルベロス・システムおよび真の利用者でな
ければ分からない最初のパズルに含まれていた乱数であ
る。利用者およびコンピュータが有意義に通信できると
きは、暗に正真の確認が行われる。そして、心証の確認
は、すべて暗号化されているので、秘密の保護が達成さ
れる。
【０００８】ここで、暗号学の用語法を説明する。「暗
号システム」または「暗号法」としてある種のパズルが
知られている。パズルを作る過程は「暗号化（encrypti
on）」として周知であり、内部のメッセージを再生する
ためにパズルを解く過程は「解読（decryption）」とし
て周知である。パズルは「暗号文」と称し、そのパズル
の中のメッセージは「平文」と称する。暗号法の番号
は、暗号キーまたはキーによって区別される。特定の暗
号法の構成によれば、キーは、平文を暗号文へと閉じ込
めて施錠するために使用し、また平文を復元するために
暗号文の錠を開けるためにも使用される。
号システム」または「暗号法」としてある種のパズルが
知られている。パズルを作る過程は「暗号化（encrypti
on）」として周知であり、内部のメッセージを再生する
ためにパズルを解く過程は「解読（decryption）」とし
て周知である。パズルは「暗号文」と称し、そのパズル
の中のメッセージは「平文」と称する。暗号法の番号
は、暗号キーまたはキーによって区別される。特定の暗
号法の構成によれば、キーは、平文を暗号文へと閉じ込
めて施錠するために使用し、また平文を復元するために
暗号文の錠を開けるためにも使用される。
【０００９】特定のパズルを作る（即ち、平文を暗号文
に暗号化する）ためのキーは、「暗号化キー」として知
られ、パズルを解く（即ち、暗号文から平文を復元す
る）キーは、「解読キー」として周知である。特定の暗
号法の設計により、暗号化キーおよび解読キーが同一で
ある場合、その暗号法は、「対称暗号法」として周知の
ものである。先に例示した暗号法は、数３０４９がパズ
ルの生成および解読の両方に対するキーであるから、対
称暗号法である。
に暗号化する）ためのキーは、「暗号化キー」として知
られ、パズルを解く（即ち、暗号文から平文を復元す
る）キーは、「解読キー」として周知である。特定の暗
号法の設計により、暗号化キーおよび解読キーが同一で
ある場合、その暗号法は、「対称暗号法」として周知の
ものである。先に例示した暗号法は、数３０４９がパズ
ルの生成および解読の両方に対するキーであるから、対
称暗号法である。
【００１０】暗号化キーＥおよび計算によってＥから決
定できないような異なる解読キーＤを有する暗号法は、
「非対称キー暗号法」または「公開キー暗号法」として
周知である。非対称キー暗号法は、対称暗号法とは異な
り、一般に以前に通信したこともなく、対称暗号法に対
する共通の秘密のキーも共有していない当事者の間で安
全な通信を開始する場合に有用である。非対称キー暗号
法と対比すると、公開キー分配法は、２人の離れた利用
者が対称キー暗号法の共通のキーに達するまでメッセー
ジを互いに交換することを可能にする。非対称キー暗号
法の基本的な条件は、メッセージをすべて知っている盗
聴者が共通のキーを計算しようとしても計算上不可能で
あることである。
定できないような異なる解読キーＤを有する暗号法は、
「非対称キー暗号法」または「公開キー暗号法」として
周知である。非対称キー暗号法は、対称暗号法とは異な
り、一般に以前に通信したこともなく、対称暗号法に対
する共通の秘密のキーも共有していない当事者の間で安
全な通信を開始する場合に有用である。非対称キー暗号
法と対比すると、公開キー分配法は、２人の離れた利用
者が対称キー暗号法の共通のキーに達するまでメッセー
ジを互いに交換することを可能にする。非対称キー暗号
法の基本的な条件は、メッセージをすべて知っている盗
聴者が共通のキーを計算しようとしても計算上不可能で
あることである。
【００１１】背景的な資料の重複を避けるために、「情
報理論に関するＩＥＥＥ会報」ＩＴー２２巻、第６号p.6
44-p.654（１９７６年１１月）のＷ．ディファイ（Diff
ie）およびＭ．Ｅ．ヘルマン（Hellman）による「暗号
学における新たな方向（New Direction in Cryptograph
y）」、およびＩＥＥＥ会報第６７巻、第３号p.397-p.4
27（１９７９年３月）のＷ．ディファイおよびＭ．Ｅ．
ヘルマンによる「プライバシーと正真の確認：暗号学入
門（Privacy and Authentication: An Introduction to
Cryptography）を参照により本明細書に取り入れる。
報理論に関するＩＥＥＥ会報」ＩＴー２２巻、第６号p.6
44-p.654（１９７６年１１月）のＷ．ディファイ（Diff
ie）およびＭ．Ｅ．ヘルマン（Hellman）による「暗号
学における新たな方向（New Direction in Cryptograph
y）」、およびＩＥＥＥ会報第６７巻、第３号p.397-p.4
27（１９７９年３月）のＷ．ディファイおよびＭ．Ｅ．
ヘルマンによる「プライバシーと正真の確認：暗号学入
門（Privacy and Authentication: An Introduction to
Cryptography）を参照により本明細書に取り入れる。
【００１２】再びカルベロス・システムを説明する。カ
ルベロス・システムを使用する通信路上の盗聴者は、自
由に送信される個人のログインＩＤ---既に公知のもの-
--が見えるだけである。個人のパスワードは、決して明
示的に送られることはなく、キーおよびそれに続くメッ
セージは、暗号化されるので表面上は安全である。しか
し、カルベロス・システムには、制限が多く、弱点も幾
つかある。冬季ＵＳＥＮＩＸ会議（１９９１年、ダラ
ス）議事録のＳ．Ｍ．ベロウビン（Bellovin）および
Ｍ．メリット（Merritt）による「カルベロス正真確認
システムの限界（Limitations on the Kerberos Authen
tication System）」を参照されたい。人々は、誤った
パスワードを使用し、さらには、正しいパスワードを忘
れたり、書き留めたり、あるいは気に入らないと思った
りする。このようなことから、盗聴者に、暗号化された
メッセージを受動的に記録し、暗号化されたメッセージ
を候補のパスワードで理解できる平文が生成されるまで
解読することにより、変更による粗暴で強引な攻撃をパ
スワードに行うことを許すことになる。カルベロス・シ
ステムには、さらに幾つか欠点があるが、例えば伝統的
な２当事者間のキー交換プロトコルすべてに共通な弱点
があり、暗号のパスワードはオフラインの粗暴かつ強引
な攻撃に対して弱い。しかしながら、このようなキー交
換プロトコルは、パスワードが長く無作為に選択された
文字列の場合には適していても、パスワードが愚直に選
ばれた場合には、かなり問題となる。
ルベロス・システムを使用する通信路上の盗聴者は、自
由に送信される個人のログインＩＤ---既に公知のもの-
--が見えるだけである。個人のパスワードは、決して明
示的に送られることはなく、キーおよびそれに続くメッ
セージは、暗号化されるので表面上は安全である。しか
し、カルベロス・システムには、制限が多く、弱点も幾
つかある。冬季ＵＳＥＮＩＸ会議（１９９１年、ダラ
ス）議事録のＳ．Ｍ．ベロウビン（Bellovin）および
Ｍ．メリット（Merritt）による「カルベロス正真確認
システムの限界（Limitations on the Kerberos Authen
tication System）」を参照されたい。人々は、誤った
パスワードを使用し、さらには、正しいパスワードを忘
れたり、書き留めたり、あるいは気に入らないと思った
りする。このようなことから、盗聴者に、暗号化された
メッセージを受動的に記録し、暗号化されたメッセージ
を候補のパスワードで理解できる平文が生成されるまで
解読することにより、変更による粗暴で強引な攻撃をパ
スワードに行うことを許すことになる。カルベロス・シ
ステムには、さらに幾つか欠点があるが、例えば伝統的
な２当事者間のキー交換プロトコルすべてに共通な弱点
があり、暗号のパスワードはオフラインの粗暴かつ強引
な攻撃に対して弱い。しかしながら、このようなキー交
換プロトコルは、パスワードが長く無作為に選択された
文字列の場合には適していても、パスワードが愚直に選
ばれた場合には、かなり問題となる。
【００１３】以上のほか、パスワードをオフラインで当
て推量で攻撃する問題を避けようとする試みには、次の
文献に説明されているものもある。オペレーティング・
システムの原理に関する第１２回ＡＣＭシンポジュウム
の議事録ＳＩＧＯＰＳ、p.14-p.18（１９８９年１２
月）のＴ．Ｍ．Ａ．ロマス（Lomas）、Ｌ．ゴング（Gon
g）、Ｊ．Ｈ．ソルツァ（Saltzer）およびＲ．Ｍ．ニー
ドハム（Needham）の「拙劣な選択によるキーの危険性
の低減（Reducing Risks from Poorly Chosen Key
s）」、およびＩＥＥＥ ＩＮＦＯＣＯＭのコンピュータ
通信に関する会議（１９９０年）の会報のＬ．ゴングに
よる「暗号的プロトコルにおける確認可能なテキストの
攻撃（Verifiable-text Attacks in Crypographic Prot
ocols）」。ロマス他により、最も暗号分析的な攻撃も
通用しないが、正真確認のために各当事者がそれぞれの
パスワードの他に非対称キー暗号法に対するパスワード
および共同のキーも知っている必要のあるプロトコルが
提案された。共同のキーで合理的な水準の安全性を与え
ようとすれば、そのキーは容易に憶えられるものではな
い。
て推量で攻撃する問題を避けようとする試みには、次の
文献に説明されているものもある。オペレーティング・
システムの原理に関する第１２回ＡＣＭシンポジュウム
の議事録ＳＩＧＯＰＳ、p.14-p.18（１９８９年１２
月）のＴ．Ｍ．Ａ．ロマス（Lomas）、Ｌ．ゴング（Gon
g）、Ｊ．Ｈ．ソルツァ（Saltzer）およびＲ．Ｍ．ニー
ドハム（Needham）の「拙劣な選択によるキーの危険性
の低減（Reducing Risks from Poorly Chosen Key
s）」、およびＩＥＥＥ ＩＮＦＯＣＯＭのコンピュータ
通信に関する会議（１９９０年）の会報のＬ．ゴングに
よる「暗号的プロトコルにおける確認可能なテキストの
攻撃（Verifiable-text Attacks in Crypographic Prot
ocols）」。ロマス他により、最も暗号分析的な攻撃も
通用しないが、正真確認のために各当事者がそれぞれの
パスワードの他に非対称キー暗号法に対するパスワード
および共同のキーも知っている必要のあるプロトコルが
提案された。共同のキーで合理的な水準の安全性を与え
ようとすれば、そのキーは容易に憶えられるものではな
い。
【００１４】
【発明が解決しようとする課題】本発明により、従来の
暗号的プロトコルの負担および制限の多くを避けながら
従来の技術と異なる方法を用いることにより、比較的安
全でない秘密しか共有していない当事者どうしの間で内
密かつ正式な通信を確立するための構造を与える。本発
明に従って行われる通信は、従来の技術によって確立さ
れるものより安全であり、共有の秘密（例えば、パスワ
ード）が盗聴者に漏れるのを防ぐ。
暗号的プロトコルの負担および制限の多くを避けながら
従来の技術と異なる方法を用いることにより、比較的安
全でない秘密しか共有していない当事者どうしの間で内
密かつ正式な通信を確立するための構造を与える。本発
明に従って行われる通信は、従来の技術によって確立さ
れるものより安全であり、共有の秘密（例えば、パスワ
ード）が盗聴者に漏れるのを防ぐ。
【００１５】
【課題を解決するための手段】前記の結果は本発明の実
施例において得られる。この実施例では、公開キー分配
法のメッセージの１つ以上の部分が暗号キーとして共有
の秘密を用いて暗号化される。これに関しては、この実
施例は、カルベロス・システムに似ているが、暗号文が
乱数であるだけでなく公開キー分配法のメッセージの一
部でもあるという点で本質的に異なる。
施例において得られる。この実施例では、公開キー分配
法のメッセージの１つ以上の部分が暗号キーとして共有
の秘密を用いて暗号化される。これに関しては、この実
施例は、カルベロス・システムに似ているが、暗号文が
乱数であるだけでなく公開キー分配法のメッセージの一
部でもあるという点で本質的に異なる。
【００１６】非対称キー暗号法は、公開キー分配法の機
能性の包含集合（スーパーセット）を与えるので、公開
キー分配法は、公開キー分配法に見合った機能性を与え
るために使用される非対称キー暗号法を含むように構築
される。
能性の包含集合（スーパーセット）を与えるので、公開
キー分配法は、公開キー分配法に見合った機能性を与え
るために使用される非対称キー暗号法を含むように構築
される。
【００１７】
【実施例】１．表記 全般的に次の表記を用いる。 Ａ，Ｂ 通信を希望する当事者（それぞれAliceお
よびBobを表す） Ｐ パスワード：多くはキーとして使用される
共有の秘密 Ｐn キー（一般に、ＰであったりＰから導かれ
たりする） Ｐ（Ｘ） キーＰによる引数Ｘの秘密キー暗号化 Ｐ-1（Ｘ） キーＰによる引数Ｘの秘密キー暗号解読 ＥA（Ｘ） 公開キーＥAによる引数Ｘの非対称キー暗
号化 ＤA（Ｘ） 私有キーＤAによる引数Ｘの非対称キー暗
号解読 challengeA Alice（アリス）によって生成されるラン
ダムな誰何文字列 challengeB Bob（ボブ）によって生成されるランダム
な誰何文字列 Ｒ セッション（一回のメッセージ送信に関わ
る期間）キー、またはセッション・キーが導かれる素の
数 ｐ，ｑ 素数
よびBobを表す） Ｐ パスワード：多くはキーとして使用される
共有の秘密 Ｐn キー（一般に、ＰであったりＰから導かれ
たりする） Ｐ（Ｘ） キーＰによる引数Ｘの秘密キー暗号化 Ｐ-1（Ｘ） キーＰによる引数Ｘの秘密キー暗号解読 ＥA（Ｘ） 公開キーＥAによる引数Ｘの非対称キー暗
号化 ＤA（Ｘ） 私有キーＤAによる引数Ｘの非対称キー暗
号解読 challengeA Alice（アリス）によって生成されるラン
ダムな誰何文字列 challengeB Bob（ボブ）によって生成されるランダム
な誰何文字列 Ｒ セッション（一回のメッセージ送信に関わ
る期間）キー、またはセッション・キーが導かれる素の
数 ｐ，ｑ 素数
【００１８】「対称キー暗号法」は、１９７０年代まで
知られていたような実績のある暗号法である。このよう
な対称キー暗号法では「秘密の」キーを用いる。これに
対して、「非対称キー暗号法」では、「共同（の）」暗
号化キーおよび「個別（の）」暗号解読キーを用いる。
知られていたような実績のある暗号法である。このよう
な対称キー暗号法では「秘密の」キーを用いる。これに
対して、「非対称キー暗号法」では、「共同（の）」暗
号化キーおよび「個別（の）」暗号解読キーを用いる。
【００１９】以下の説明および特許請求の範囲において
用いる場合、「安全な通信」とは、正真性が確認される
通信、内密の通信、または正真性が確認される内密の通
信を意味する。
用いる場合、「安全な通信」とは、正真性が確認される
通信、内密の通信、または正真性が確認される内密の通
信を意味する。
【００２０】本発明の実施例としては、公開キー分配法
および非対称キー暗号法の両方を用いるものを提示す
る。以下の説明および特許請求の範囲において用いる場
合、「公開キー分配法」には、公開キー分配法の機能を
与える非対称キー暗号法が含まれる。
および非対称キー暗号法の両方を用いるものを提示す
る。以下の説明および特許請求の範囲において用いる場
合、「公開キー分配法」には、公開キー分配法の機能を
与える非対称キー暗号法が含まれる。
【００２１】２．非対称キー暗号法を用いる実施例 本発明の実施例において交わされるメッセージを図１に
示す。この典型的な実施例では、非対称キー暗号法を用
いる。アリス（Alice）１０１およびボブ（Bob）１０３
は、通信路を介して内密かつ正式な（正真確認を経る）
通信を希望する存在である。図示のメッセージは、例え
ば電話接続などの共同または個別の通信路によって伝達
される。この実施例および詳細な説明の各実施例におい
て、メッセージ交換の開始に先立ち、アリスおよびボブ
は、秘密Ｐの情報を共有しているものと見なす。さら
に、この実施例および詳細な説明の各実施例において、
アリスが呼び出す側で、ボブが呼び出される側である。
図１を説明する。
示す。この典型的な実施例では、非対称キー暗号法を用
いる。アリス（Alice）１０１およびボブ（Bob）１０３
は、通信路を介して内密かつ正式な（正真確認を経る）
通信を希望する存在である。図示のメッセージは、例え
ば電話接続などの共同または個別の通信路によって伝達
される。この実施例および詳細な説明の各実施例におい
て、メッセージ交換の開始に先立ち、アリスおよびボブ
は、秘密Ｐの情報を共有しているものと見なす。さら
に、この実施例および詳細な説明の各実施例において、
アリスが呼び出す側で、ボブが呼び出される側である。
図１を説明する。
【００２２】1. アリスが、任意の公開キー／私有キー
の対ＥAおよびＤAを作り、例えば１９７７年の米国商務
省規格基準局による連邦情報処理規格刊行物４６の「デ
ータ暗号化規格」に説明されている種類の対称キー暗号
法で、キーとしてパスワードＰを用いてＥAまたはその
一部を暗号化してＰ（ＥA）を生成する。１０９に示し
たように、アリスが Ｐ（ＥA） （メッセージ１０９） をボブに送る。このメッセージには、送信者のＩＤ、ま
たは共同のキーの一部が暗号化されない場合にはその公
開キーの残りなどの情報が含まれることもある。 2. ボブは、Ｐを知っているので、メッセージ１０９を
解読してＰー1（Ｐ（ＥA））＝ＥAを得る。次に、任意の
秘密キーＲを生成し、これをキーＥAによって非対称キ
ー暗号法で暗号化してＥA（Ｒ）を生成する。この文字
列をさらにＰによって暗号化する。ボブは、１１５に示
したように Ｐ（ＥA（Ｒ）） （メッセージ１１５） をアリスに送る。 3. アリスは、ＰおよびＤAを知っているので、これら
を用いてＤA（Ｐー1（Ｐ（ＥA（Ｒ））））＝Ｒを得る。
その後、ＲまたはＲから導かれる数は、アリスとボブと
の間の以降の通信においてキーとして使用することがで
きる。
の対ＥAおよびＤAを作り、例えば１９７７年の米国商務
省規格基準局による連邦情報処理規格刊行物４６の「デ
ータ暗号化規格」に説明されている種類の対称キー暗号
法で、キーとしてパスワードＰを用いてＥAまたはその
一部を暗号化してＰ（ＥA）を生成する。１０９に示し
たように、アリスが Ｐ（ＥA） （メッセージ１０９） をボブに送る。このメッセージには、送信者のＩＤ、ま
たは共同のキーの一部が暗号化されない場合にはその公
開キーの残りなどの情報が含まれることもある。 2. ボブは、Ｐを知っているので、メッセージ１０９を
解読してＰー1（Ｐ（ＥA））＝ＥAを得る。次に、任意の
秘密キーＲを生成し、これをキーＥAによって非対称キ
ー暗号法で暗号化してＥA（Ｒ）を生成する。この文字
列をさらにＰによって暗号化する。ボブは、１１５に示
したように Ｐ（ＥA（Ｒ）） （メッセージ１１５） をアリスに送る。 3. アリスは、ＰおよびＤAを知っているので、これら
を用いてＤA（Ｐー1（Ｐ（ＥA（Ｒ））））＝Ｒを得る。
その後、ＲまたはＲから導かれる数は、アリスとボブと
の間の以降の通信においてキーとして使用することがで
きる。
【００２３】2.1. キー正当性の実証方式 当事者どうしがキーＲに同意した場合、ある状況の下で
は、そのキーが伝送中に密かに干渉されなかったことを
当事者どうしで確かめる処置を講じる方が適切なことも
ある。この説明で使用される手順は、キー正当性の実証
方式として周知である。
は、そのキーが伝送中に密かに干渉されなかったことを
当事者どうしで確かめる処置を講じる方が適切なことも
ある。この説明で使用される手順は、キー正当性の実証
方式として周知である。
【００２４】2.1.1. 再演攻撃に対する防護 前記第２節に概説した実施例は、再演攻撃に対しては適
切に保護されていないので、すべての用途に適合するわ
けではない。再演攻撃は、通信路の制御力を有する盗聴
者が何れかの当事者になりすまそうとして古い陳腐なメ
ッセージを通信路に挿入しようと試みることである。再
演攻撃の可能性がある場合、本発明の実施例は、そのよ
うな攻撃を妨げる機構を取り入れる。従って、再び図１
を参照すると、この実施例は、次のメッセージからな
る。 1. 前記のように、アリス１０１が Ｐ（ＥA） （メッセージ１０９） をボブ１０３に送ると、メッセージ交換が始まる。 2. 前記のように、ボブが Ｐ（ＥA（Ｒ）） （メッセージ１１５） をアリスに送って応答する。 3. メッセージ１１５の受信と同時に、誰何・応答機構
が始まる。アリスが、メッセージ１１５を解読してＲを
獲得し、任意の文字列challengeAを生成し、それをＲで
暗号化してＲ（challengeA）を生成する。アリスは、１
２１に示したように Ｒ（challengeA） （メッセージ１２１） をボブに送る。 4. ボブが、メッセージ１２１を解読してchallengeAを
獲得し、任意の文字列challengeBを生成し、これら２つ
の誰何文字列を秘密キーにより暗号化し、１２７に示し
たように Ｒ（challengeA，challengeB） （メッセージ１２７） をアリスに送る。 5. アリスが、メッセージ１２７を解読してchallengeA
およびchallengeBを獲得し、前者を以前の誰何文字列と
比較する。一致する場合、challengeBをＲで暗号化し
て、１３３に示したように Ｒ（challengeB） （メッセージ１３３） をボブに送る。 6. ボブは、メッセージ１３３を受信すると直ちに解読
してchallengeBを獲得し、前の誰何文字列と比較する。
一致するならば、誰何・応答機構は、成功であるから、
当事者は、ＲまたはＲから誘導される文字列を以降の通
信においてセッション・キーとして使用してもよい。
切に保護されていないので、すべての用途に適合するわ
けではない。再演攻撃は、通信路の制御力を有する盗聴
者が何れかの当事者になりすまそうとして古い陳腐なメ
ッセージを通信路に挿入しようと試みることである。再
演攻撃の可能性がある場合、本発明の実施例は、そのよ
うな攻撃を妨げる機構を取り入れる。従って、再び図１
を参照すると、この実施例は、次のメッセージからな
る。 1. 前記のように、アリス１０１が Ｐ（ＥA） （メッセージ１０９） をボブ１０３に送ると、メッセージ交換が始まる。 2. 前記のように、ボブが Ｐ（ＥA（Ｒ）） （メッセージ１１５） をアリスに送って応答する。 3. メッセージ１１５の受信と同時に、誰何・応答機構
が始まる。アリスが、メッセージ１１５を解読してＲを
獲得し、任意の文字列challengeAを生成し、それをＲで
暗号化してＲ（challengeA）を生成する。アリスは、１
２１に示したように Ｒ（challengeA） （メッセージ１２１） をボブに送る。 4. ボブが、メッセージ１２１を解読してchallengeAを
獲得し、任意の文字列challengeBを生成し、これら２つ
の誰何文字列を秘密キーにより暗号化し、１２７に示し
たように Ｒ（challengeA，challengeB） （メッセージ１２７） をアリスに送る。 5. アリスが、メッセージ１２７を解読してchallengeA
およびchallengeBを獲得し、前者を以前の誰何文字列と
比較する。一致する場合、challengeBをＲで暗号化し
て、１３３に示したように Ｒ（challengeB） （メッセージ１３３） をボブに送る。 6. ボブは、メッセージ１３３を受信すると直ちに解読
してchallengeBを獲得し、前の誰何文字列と比較する。
一致するならば、誰何・応答機構は、成功であるから、
当事者は、ＲまたはＲから誘導される文字列を以降の通
信においてセッション・キーとして使用してもよい。
【００２５】前記の実施例の誰何・応答部は、Ｒの正当
性を実証する他の機構で置き換えることも可能である。
例えば、クロックが単純である程度まで同期されている
という安全上ぎりぎりの仮定の下で、時刻をＲによって
暗号化して交換することもできる。
性を実証する他の機構で置き換えることも可能である。
例えば、クロックが単純である程度まで同期されている
という安全上ぎりぎりの仮定の下で、時刻をＲによって
暗号化して交換することもできる。
【００２６】2.1.2. 復元されたセッション・キーに対
する防護 セッション・キーＲを復元すれば、ＰおよびＥAの攻撃
にそのＲを手がかりとして使用することができる。Ｒが
分かる場合のＰまたはＥAへの攻撃を妨げる本発明の実
施例において交わされるメッセージを図２に示す。資格
のない暗号分析者がセッション・キーを復元する可能性
がある場合、本発明の好ましい実施例には、そのような
攻撃を妨げる機構を取り入れるものもある。図２を説明
する。 1. 前記のように、アリス２０１が Ｐ（ＥA） （メッセージ２０９） をボブに送ると、メッセージ交換が始まる。 2. 前記のように、これに応じて、ボブが、２１５に示
したように Ｐ（ＥA（Ｒ）） （メッセージ２１５） をアリスに送る。 3. アリスが、メッセージ２１５を解読してＲを獲得
し、唯一の誰何文字列challengeAおよび任意のサブキー
ＳAを任意に生成し、その誰何文字列およびサブキーを
Ｒを用いて暗号化し、２１１に示すように Ｒ（challengeA，ＳA） （メッセージ２２１） をボブに送る。 4. ボブは、メッセージ２２１を受信すると、それを解
読してchallengeAおよびＳAを入手し、唯一の誰何文字
列challengeBおよび任意のサブキーＳBを生成し、前記
２つの誰何文字列およびサブキーを秘密キーＲで暗号化
して、２７７に示すように Ｒ（challengeA，challengeB，ＳB） （メッセージ２７７） をアリスに送る。 5. アリスは、メッセージ２７７を受信すると、それを
解読して、challengeAおよびchallengeBを入手し、前者
を自らの以前の誰何文字列と比較する。一致する場合、
challengeBをＲで暗号化してＲ（challengeB）を得る。
２３３に示すように Ｒ（challengeB） （メッセージ２３３） をボブに送る。 6. ボブは、メッセージ２３３を受信すると、それを解
読してchallengeBを入手して、それをメッセージ２２７
のchallengeBと比較する。一致する場合、この二人の当
事者は、共に既知のある関数ｆに対し、キーＳ＝ｆ（Ｓ
A，ＳB）を計算する。Ｓは、以降のすべての交換文字列
を暗号化するためにキーとして使用され、Ｒは、キー交
換用のキーの役を果たすのみとなる。
する防護 セッション・キーＲを復元すれば、ＰおよびＥAの攻撃
にそのＲを手がかりとして使用することができる。Ｒが
分かる場合のＰまたはＥAへの攻撃を妨げる本発明の実
施例において交わされるメッセージを図２に示す。資格
のない暗号分析者がセッション・キーを復元する可能性
がある場合、本発明の好ましい実施例には、そのような
攻撃を妨げる機構を取り入れるものもある。図２を説明
する。 1. 前記のように、アリス２０１が Ｐ（ＥA） （メッセージ２０９） をボブに送ると、メッセージ交換が始まる。 2. 前記のように、これに応じて、ボブが、２１５に示
したように Ｐ（ＥA（Ｒ）） （メッセージ２１５） をアリスに送る。 3. アリスが、メッセージ２１５を解読してＲを獲得
し、唯一の誰何文字列challengeAおよび任意のサブキー
ＳAを任意に生成し、その誰何文字列およびサブキーを
Ｒを用いて暗号化し、２１１に示すように Ｒ（challengeA，ＳA） （メッセージ２２１） をボブに送る。 4. ボブは、メッセージ２２１を受信すると、それを解
読してchallengeAおよびＳAを入手し、唯一の誰何文字
列challengeBおよび任意のサブキーＳBを生成し、前記
２つの誰何文字列およびサブキーを秘密キーＲで暗号化
して、２７７に示すように Ｒ（challengeA，challengeB，ＳB） （メッセージ２７７） をアリスに送る。 5. アリスは、メッセージ２７７を受信すると、それを
解読して、challengeAおよびchallengeBを入手し、前者
を自らの以前の誰何文字列と比較する。一致する場合、
challengeBをＲで暗号化してＲ（challengeB）を得る。
２３３に示すように Ｒ（challengeB） （メッセージ２３３） をボブに送る。 6. ボブは、メッセージ２３３を受信すると、それを解
読してchallengeBを入手して、それをメッセージ２２７
のchallengeBと比較する。一致する場合、この二人の当
事者は、共に既知のある関数ｆに対し、キーＳ＝ｆ（Ｓ
A，ＳB）を計算する。Ｓは、以降のすべての交換文字列
を暗号化するためにキーとして使用され、Ｒは、キー交
換用のキーの役を果たすのみとなる。
【００２７】洗練された暗号分析者であれば、Ｒを攻撃
するために、異なるメッセージにおける誰何および応答
の存在を使用できることもある。 そのような攻撃の心
配があるならば、誰何文字列自体よりも、その一方向機
能を含めるように応答を修正することができる。このよ
うにして、メッセージ２２７は、 Ｒ（ｇ（challengeA）,challengeB，ＳA） とすることも可能であり、同様の修正はメッセージ２３
３にも施される。
するために、異なるメッセージにおける誰何および応答
の存在を使用できることもある。 そのような攻撃の心
配があるならば、誰何文字列自体よりも、その一方向機
能を含めるように応答を修正することができる。このよ
うにして、メッセージ２２７は、 Ｒ（ｇ（challengeA）,challengeB，ＳA） とすることも可能であり、同様の修正はメッセージ２３
３にも施される。
【００２８】2.2. 双方暗号化と片方暗号化 前述の実施例におけるメッセージ１０９および１１５の
場合のように、最初の２つのメッセージの両方の一部が
パスワードで暗号化される場合、その実施例は、双方暗
号化と称するものを取り入れている。しかし、他の実施
例では、双方暗号化は必要でない。最初の二つのメッセ
ージの中の一方のみが暗号化される場合、これを片方暗
号化と称する。（１）第１のメッセージが暗号化される
場合、および（２）第２のメッセージが暗号化される場
合というように二種類の双方暗号化があることに注意を
要する。節2.2.1.では、パスワードによって第１のメッ
セージのみが暗号化される本発明の実施例を示し、節2.
2.2.では、第２のメッセージのみが暗号化される実施例
を示す。
場合のように、最初の２つのメッセージの両方の一部が
パスワードで暗号化される場合、その実施例は、双方暗
号化と称するものを取り入れている。しかし、他の実施
例では、双方暗号化は必要でない。最初の二つのメッセ
ージの中の一方のみが暗号化される場合、これを片方暗
号化と称する。（１）第１のメッセージが暗号化される
場合、および（２）第２のメッセージが暗号化される場
合というように二種類の双方暗号化があることに注意を
要する。節2.2.1.では、パスワードによって第１のメッ
セージのみが暗号化される本発明の実施例を示し、節2.
2.2.では、第２のメッセージのみが暗号化される実施例
を示す。
【００２９】2.2.1. ＲＳＡ非対称キー暗号化を用いる
実施例 本発明の説明のための実施例では、、ＡＣＭの通信（Co
mmunications of theACM）第２１巻、第２号p.120-p.12
6（１９７８年２月）の「デジタル・シグニチャを得る
方法および公開キー暗号法（A method of Obtaining Di
gital Signatures and Public key Cryptosystem
s）」、および米国特許第4,405,829号（１９８３年９月
２０発行）においてＲ．Ｌ．リベスト（Rivest）、Ａ．
シェィミァ（Shamir）およびＬ．アドルマン（Adlema
n）によって教示され、「ＲＳＡ」として知られている
非対称キー暗号法を用いる。説明のための実施例を提示
する前に、ＲＳＡの概要を説明する。
実施例 本発明の説明のための実施例では、、ＡＣＭの通信（Co
mmunications of theACM）第２１巻、第２号p.120-p.12
6（１９７８年２月）の「デジタル・シグニチャを得る
方法および公開キー暗号法（A method of Obtaining Di
gital Signatures and Public key Cryptosystem
s）」、および米国特許第4,405,829号（１９８３年９月
２０発行）においてＲ．Ｌ．リベスト（Rivest）、Ａ．
シェィミァ（Shamir）およびＬ．アドルマン（Adlema
n）によって教示され、「ＲＳＡ」として知られている
非対称キー暗号法を用いる。説明のための実施例を提示
する前に、ＲＳＡの概要を説明する。
【００３０】2.2.1.1. ＲＳＡの概要 ＲＳＡ暗号法の公開キーＥAは、自然数の対＜ｅ，ｎ＞
からなる。ただし、ｎは２つの素数ｐおよびｑの積であ
り、ｅは φ（ｎ）＝φ（ｐ）φ（ｑ）＝（ｐ−１）（ｑ−１） に対して相対的に素である。ただし、φ（ｎ）は、オイ
ラー（Enler）のトーチャント（Totient）関数である。
ｐおよびｑは、それぞれ２ｐ’＋１および２ｑ’＋１の
形式であることが好ましい。ただし、ｐ’およびｑ’は
素数である。個別暗号解読キーｄは、次のように計算さ
れる。 ｅｄ＝１（mod（ｐ−１）（ｑ−１）） メッセージｍは、 ｃ＝ｍe（mod ｎ） を計算することによって暗号化される。暗号文ｃは、 ｍ＝ｃd（mod ｎ） によって解読される。 2.2.1.2. ＲＳＡを用いた実施例 図３は、ＲＳＡ非対称キー暗号法を用いた本発明の実施
例において交わされるメッセージを表す。同図におい
て、 1. アリス３０１が任意の公開キー／私有キーの対ＥA
およびＤAを生成すると、メッセージ交換が始まる。ＤA
およびＥAは、数＜ｅ，ｎ＞からなる。ｎは素数である
から、乱数と区別することが可能で、自由に送られなけ
ればならない。ｅを暗号化するために、アリスは、まず
ｅの２進符号化を行い、さらにｅの再下位ビットを除
き、それを構成するすべてのビットをパスワードＰを用
いて対称暗号法で暗号化する。３０９に示すように、 Ｐ（ｅ），ｎ （メッセージ３０９） をボブに送る。 2. ボブは、Ｐを知っているので、メッセージ３０９を
解読してＰ-1（Ｐ（ｅ））＝ｅを求め、任意の秘密キー
Ｒを生成し、それをキーＥAによって非対称キー暗号法
で暗号化してＥA（Ｒ）を生成する。他の実施例では、
ＥA（Ｒ）をＰを用いて暗号化してもよいが、ＲＳＡを
用いる好ましい実施例では、そうではない。ボブが、３
１５に示すように、 ＥA（Ｒ） （メッセージ３１５） をアリスに送る。 3. アリスは、メッセージ３１５を受信すると、それを
解読してＲを求める。以降は、Ｒ、またはＲから誘導さ
れる数をセッション・キーとして使用することができ
る。この時点で、誰何・応答機構などのキー正当性の実
証方式を実施してもよい。
からなる。ただし、ｎは２つの素数ｐおよびｑの積であ
り、ｅは φ（ｎ）＝φ（ｐ）φ（ｑ）＝（ｐ−１）（ｑ−１） に対して相対的に素である。ただし、φ（ｎ）は、オイ
ラー（Enler）のトーチャント（Totient）関数である。
ｐおよびｑは、それぞれ２ｐ’＋１および２ｑ’＋１の
形式であることが好ましい。ただし、ｐ’およびｑ’は
素数である。個別暗号解読キーｄは、次のように計算さ
れる。 ｅｄ＝１（mod（ｐ−１）（ｑ−１）） メッセージｍは、 ｃ＝ｍe（mod ｎ） を計算することによって暗号化される。暗号文ｃは、 ｍ＝ｃd（mod ｎ） によって解読される。 2.2.1.2. ＲＳＡを用いた実施例 図３は、ＲＳＡ非対称キー暗号法を用いた本発明の実施
例において交わされるメッセージを表す。同図におい
て、 1. アリス３０１が任意の公開キー／私有キーの対ＥA
およびＤAを生成すると、メッセージ交換が始まる。ＤA
およびＥAは、数＜ｅ，ｎ＞からなる。ｎは素数である
から、乱数と区別することが可能で、自由に送られなけ
ればならない。ｅを暗号化するために、アリスは、まず
ｅの２進符号化を行い、さらにｅの再下位ビットを除
き、それを構成するすべてのビットをパスワードＰを用
いて対称暗号法で暗号化する。３０９に示すように、 Ｐ（ｅ），ｎ （メッセージ３０９） をボブに送る。 2. ボブは、Ｐを知っているので、メッセージ３０９を
解読してＰ-1（Ｐ（ｅ））＝ｅを求め、任意の秘密キー
Ｒを生成し、それをキーＥAによって非対称キー暗号法
で暗号化してＥA（Ｒ）を生成する。他の実施例では、
ＥA（Ｒ）をＰを用いて暗号化してもよいが、ＲＳＡを
用いる好ましい実施例では、そうではない。ボブが、３
１５に示すように、 ＥA（Ｒ） （メッセージ３１５） をアリスに送る。 3. アリスは、メッセージ３１５を受信すると、それを
解読してＲを求める。以降は、Ｒ、またはＲから誘導さ
れる数をセッション・キーとして使用することができ
る。この時点で、誰何・応答機構などのキー正当性の実
証方式を実施してもよい。
【００３１】ｎ自由に送ることに関する注意は何の価値
もなく、自由に送ることは、パスワードＰを暗号分析の
危険にさらすことになる。さらに正確には、ｎが他人に
利用できるようになると、ｎが引数に分解された後、Ｒ
が暴露され、Ｐが攻撃にさらされることになる。
もなく、自由に送ることは、パスワードＰを暗号分析の
危険にさらすことになる。さらに正確には、ｎが他人に
利用できるようになると、ｎが引数に分解された後、Ｒ
が暴露され、Ｐが攻撃にさらされることになる。
【００３２】2.2.2. エル=ガマル非対称キー暗号法を
用いた実施例 図４に示した本発明の実施例においては、エル=ガマル
暗号法（１９８５年７月の情報理論に関するＩＥＥＥ会
報のＴ．エル=ガマル(El Gamal)による「公開キー暗号
法および離散対数に基づくシグニチャ方式(A Public Ke
y Cryptosystemand a Signature Scheme Based on Disc
rete Logarithms)」）を使用する。ＲＳＡを採用した実
施例とは異なり、エル=ガマル暗号法を取り入れた実施
例では、ある状況下において、第１のメッセージではな
く第２のメッセージを暗号化しなければならない。
用いた実施例 図４に示した本発明の実施例においては、エル=ガマル
暗号法（１９８５年７月の情報理論に関するＩＥＥＥ会
報のＴ．エル=ガマル(El Gamal)による「公開キー暗号
法および離散対数に基づくシグニチャ方式(A Public Ke
y Cryptosystemand a Signature Scheme Based on Disc
rete Logarithms)」）を使用する。ＲＳＡを採用した実
施例とは異なり、エル=ガマル暗号法を取り入れた実施
例では、ある状況下において、第１のメッセージではな
く第２のメッセージを暗号化しなければならない。
【００３３】2.2.2.2. エル=ガマル非対称キー暗号法
の概要 ボブが暗号化したメッセージ（例えば、キーＲ）をアリ
スに送ろうと思うと、彼はその旨を通知しなければなら
ない。アリスがその暗号化されたメッセージを受信する
ことに同意すると、アリスとボブは、共通の底αおよび
モジュラス（法）βに同意する。次に、アリスが、区間
［０，β−１］において乱数ＲAを取り、
の概要 ボブが暗号化したメッセージ（例えば、キーＲ）をアリ
スに送ろうと思うと、彼はその旨を通知しなければなら
ない。アリスがその暗号化されたメッセージを受信する
ことに同意すると、アリスとボブは、共通の底αおよび
モジュラス（法）βに同意する。次に、アリスが、区間
［０，β−１］において乱数ＲAを取り、
【数１】 を計算する。アリスは、次に数１をそのままボブに送
る。ボブも、区間［０，β−１］において乱数ＲBを選
んで、次の計算を行う。
る。ボブも、区間［０，β−１］において乱数ＲBを選
んで、次の計算を行う。
【数２】 ボブがアリスに送る暗号化されたメッセージは、対＜ｃ
1，ｃ2＞からなる。
1，ｃ2＞からなる。
【００３４】アリスは、ＲAおよび
【数３】 を知って、
【数４】 を計算し、さらにｃ2をＫで割ることによって、メッセ
ージを解読してＲを復元する。
ージを解読してＲを復元する。
【００３５】2.2.2.3. エル=ガマル暗号法を用いた実
施例 エル=ガマル非対称キー暗号法を用いた本発明の実施例
において交わされるメッセージを図４に示す。アリスお
よびボブは、最初のメッセージに先立ち底αおよびモジ
ュラスβの値に同意済みであると見なす。図４におい
て、 1. アリス４０１が、乱数ＲAを生成し、数１を計算す
る。数１は暗号化してもよいが、好ましい実施例では暗
号化していない。アリスは、数４に示すように
施例 エル=ガマル非対称キー暗号法を用いた本発明の実施例
において交わされるメッセージを図４に示す。アリスお
よびボブは、最初のメッセージに先立ち底αおよびモジ
ュラスβの値に同意済みであると見なす。図４におい
て、 1. アリス４０１が、乱数ＲAを生成し、数１を計算す
る。数１は暗号化してもよいが、好ましい実施例では暗
号化していない。アリスは、数４に示すように
【数５】 メッセージ４０９をボブ４０３に送る。このメッセージ
には、送信側のＩＤなどの他の情報も含まれることがあ
る。 2. ボブは、メッセージ４０９を受信すると、数３が区
間［０，β−１］から任意に選択されるように乱数ＲB
を生成する。また、ボブは、任意のセッション・キーＲ
を生成して、
には、送信側のＩＤなどの他の情報も含まれることがあ
る。 2. ボブは、メッセージ４０９を受信すると、数３が区
間［０，β−１］から任意に選択されるように乱数ＲB
を生成する。また、ボブは、任意のセッション・キーＲ
を生成して、
【数６】 を計算する。次のように、メッセージ４１５をアリスに
送る。
送る。
【数７】 3. アリスは、Ｐを知って、数１そして結果的にＲを復
元する。メッセージ４１５を受信した後、キー正当性の
実証方式の１つを開始することができる。以降、Ｒ、即
ちＲから誘導した数、または正当性実証方式から誘導し
た数をセッション・キーとして使用することができる。
元する。メッセージ４１５を受信した後、キー正当性の
実証方式の１つを開始することができる。以降、Ｒ、即
ちＲから誘導した数、または正当性実証方式から誘導し
た数をセッション・キーとして使用することができる。
【００３６】2.5. 安全性の考慮 2.5.1. 何れの実施例にも当てはまる主な制約は、Ｐを
用いる暗号化で一切情報を漏らしてはならないことであ
る。ある暗号法に対しては、これは困難である。例え
ば、ＲＳＡにおける公開キーは常に奇数である。特別な
予防措置を講じなければ、Ｐ’ー1（Ｐ（ｅ））が偶数の
とき候補値Ｐ’の半分を除外して攻撃することができ
る。最初の調査では、これはキー空間の重要とは言えな
い減少であるが、修正しないで放置しておくと、実施例
の安全性を損なう可能性がある。この説明において使用
した「キー空間」という用語は、可能な暗号キーの範囲
のことである。キー空間が大きい場合、資格のない暗号
分析者は、「キー空間を狭める」か、または有り得ない
暗号キーを除去しようとする。除去する過程によって、
暗号分析者は、前記に示したような十分な手がかりが与
えられると、キー空間を狭めて実際のキーを明らかにす
ることができる。
用いる暗号化で一切情報を漏らしてはならないことであ
る。ある暗号法に対しては、これは困難である。例え
ば、ＲＳＡにおける公開キーは常に奇数である。特別な
予防措置を講じなければ、Ｐ’ー1（Ｐ（ｅ））が偶数の
とき候補値Ｐ’の半分を除外して攻撃することができ
る。最初の調査では、これはキー空間の重要とは言えな
い減少であるが、修正しないで放置しておくと、実施例
の安全性を損なう可能性がある。この説明において使用
した「キー空間」という用語は、可能な暗号キーの範囲
のことである。キー空間が大きい場合、資格のない暗号
分析者は、「キー空間を狭める」か、または有り得ない
暗号キーを除去しようとする。除去する過程によって、
暗号分析者は、前記に示したような十分な手がかりが与
えられると、キー空間を狭めて実際のキーを明らかにす
ることができる。
【００３７】各セッションは、前に使用された他のすべ
てのものと無関係の異なる公開キーを使用する。従っ
て、ｅ’の不正な値に帰結する試行的暗号化によって、
その都度Ｐ’の異なる値が除外される。換言すれば、１
つのセッション・キーが交渉されるたびに、残りの候補
のキー空間を２つのほぼ等しい半分に分割することがで
きる。このように、キー空間は対数的に縮小するので、
比較的少ない会話を傍受するだけで、Ｐにおける無効な
推量をすべて捨て去るのに十分である。この攻撃は、分
割攻撃と称する。
てのものと無関係の異なる公開キーを使用する。従っ
て、ｅ’の不正な値に帰結する試行的暗号化によって、
その都度Ｐ’の異なる値が除外される。換言すれば、１
つのセッション・キーが交渉されるたびに、残りの候補
のキー空間を２つのほぼ等しい半分に分割することがで
きる。このように、キー空間は対数的に縮小するので、
比較的少ない会話を傍受するだけで、Ｐにおける無効な
推量をすべて捨て去るのに十分である。この攻撃は、分
割攻撃と称する。
【００３８】暗号法の中には、極微の分割しか許容でき
ないものもある。ある素数ｐを法とする整数がＰによっ
て暗号化されなければならないような状況を考える。ｎ
ビットを用いてｐを符号化すると、範囲［ｐ，２n−
１］の値を与える試行的暗号化を用いてパスワード空間
を分割することができる。しかし、ｐが、２nに近く、
恐らく２n−１の場合でも、候補のパスワードは各セッ
ションによって殆ど除外されない。従って、２n−１に
等しいｐが好ましく、逆に、２n−１から離れたｐの値
は好ましくない。
ないものもある。ある素数ｐを法とする整数がＰによっ
て暗号化されなければならないような状況を考える。ｎ
ビットを用いてｐを符号化すると、範囲［ｐ，２n−
１］の値を与える試行的暗号化を用いてパスワード空間
を分割することができる。しかし、ｐが、２nに近く、
恐らく２n−１の場合でも、候補のパスワードは各セッ
ションによって殆ど除外されない。従って、２n−１に
等しいｐが好ましく、逆に、２n−１から離れたｐの値
は好ましくない。
【００３９】ある数を暗号化する場合、その数より大き
いブロック・サイズを必要とする暗号法を用いて暗号化
しようとすると、別の危険性が生じる。暗号法のブロッ
ク・サイズは、その暗号法が一回の暗号化で暗号化でき
る平文の量である。従って、その数は、その総文字列を
暗号法のブロック・サイズまでもっていくように、任意
のデータで補充するべきである。
いブロック・サイズを必要とする暗号法を用いて暗号化
しようとすると、別の危険性が生じる。暗号法のブロッ
ク・サイズは、その暗号法が一回の暗号化で暗号化でき
る平文の量である。従って、その数は、その総文字列を
暗号法のブロック・サイズまでもっていくように、任意
のデータで補充するべきである。
【００４０】両方の問題は、１つの操作で除去すること
ができる。この場合も、ｐを法とする整数を暗号化する
ものと仮定する。さらに、所望の入力暗号化ブロック・
サイズがｍビット（２m＞ｐ）であると仮定する。次式
を仮定する。
ができる。この場合も、ｐを法とする整数を暗号化する
ものと仮定する。さらに、所望の入力暗号化ブロック・
サイズがｍビット（２m＞ｐ）であると仮定する。次式
を仮定する。
【数８】
【００４１】値ｑは、暗号化のブロック・サイズへのｐ
倍の適合操作の数である。従って、範囲［０、ｑ−１］
にある乱数ｊを選択し、非モジュロ演算を用いて入力値
にｊｐを加える（入力値が２m−ｑｐより小さい場合、
代わりに範囲［０、ｑ］を用いる）。受信者は、そのモ
ジュラスを知り、入力値ｊｐをβで乗算して残りを取る
ことによって、解読された値を適切な範囲に復元する。
倍の適合操作の数である。従って、範囲［０、ｑ−１］
にある乱数ｊを選択し、非モジュロ演算を用いて入力値
にｊｐを加える（入力値が２m−ｑｐより小さい場合、
代わりに範囲［０、ｑ］を用いる）。受信者は、そのモ
ジュラスを知り、入力値ｊｐをβで乗算して残りを取る
ことによって、解読された値を適切な範囲に復元する。
【００４２】３．公開キー分配法を用いた実施例 本発明の実施例では、米国特許第4,200,770号（１９８
０年４月２９日発行）においてＭ．Ｅ．ヘルマン（Hell
man）、Ｗ．ディファイ（Diffie）およびＲ．Ｃ．マー
クル（Merkle）により、また情報理論に関するＩＥＥＥ
会報、第２２巻、第６号（１９７６年１２月）の「暗号
学における新たな方向」においてＷ．ディファイおよび
Ｍ．Ｅ．ヘルマンにより教示され、「ディファイーヘル
マン」として周知の公開キー分配法を使用する。
０年４月２９日発行）においてＭ．Ｅ．ヘルマン（Hell
man）、Ｗ．ディファイ（Diffie）およびＲ．Ｃ．マー
クル（Merkle）により、また情報理論に関するＩＥＥＥ
会報、第２２巻、第６号（１９７６年１２月）の「暗号
学における新たな方向」においてＷ．ディファイおよび
Ｍ．Ｅ．ヘルマンにより教示され、「ディファイーヘル
マン」として周知の公開キー分配法を使用する。
【００４３】3.1. ディファイーヘルマンの概要 ディファイーヘルマンは、暗号法ではなく、対称暗号法
に対する安全なキー（例えば、セッション・キー）を公
然と生成する機構である。端的に言えば、アリスとボブ
が、それぞれ任意の指数ＲAおよびＲBを選ぶ。彼らが底
αおよびモジュラスβに同意すると仮定すると、アリス
は数１を計算し、ボブは数３を計算する。各当事者が、
それぞれ計算した量をそのまま他方の当事者に送る。ア
リスは、ＲAおよび数３を知って、次の式を計算する。
に対する安全なキー（例えば、セッション・キー）を公
然と生成する機構である。端的に言えば、アリスとボブ
が、それぞれ任意の指数ＲAおよびＲBを選ぶ。彼らが底
αおよびモジュラスβに同意すると仮定すると、アリス
は数１を計算し、ボブは数３を計算する。各当事者が、
それぞれ計算した量をそのまま他方の当事者に送る。ア
リスは、ＲAおよび数３を知って、次の式を計算する。
【数９】 同様に、ボブも、ＲBおよび数１を知って、次に式を計
算する。
算する。
【数１０】 ここで、アリスとボブとの間の以降の通信において量Ｒ
をキーとして使用することができるようになる。侵入者
は、数１および数３しか分からないので、同様の計算を
行うことはできない。しかしながら、ディファイーヘル
マンは、正真の確認を与えるものではないので、積極的
な盗聴には弱いことに注意を要する。
をキーとして使用することができるようになる。侵入者
は、数１および数３しか分からないので、同様の計算を
行うことはできない。しかしながら、ディファイーヘル
マンは、正真の確認を与えるものではないので、積極的
な盗聴には弱いことに注意を要する。
【００４４】3.2.ディファイーヘルマンを用いた実施例 図５に、ディファイーヘルマン公開キー分配法に関連し
て使用される本発明の実施例において交わされるメッセ
ージを示す。図５において、 1. アリス５０１およびボブ５０３が、共通の底αおよ
びモジュラスβに同意するものと仮定し、アリスが、任
意の数ＲAを生成し、数１を計算する。アリスは、キー
としてパスワードＰを用いて対称キー暗号法で数１を暗
号化して、５０９に示すように
て使用される本発明の実施例において交わされるメッセ
ージを示す。図５において、 1. アリス５０１およびボブ５０３が、共通の底αおよ
びモジュラスβに同意するものと仮定し、アリスが、任
意の数ＲAを生成し、数１を計算する。アリスは、キー
としてパスワードＰを用いて対称キー暗号法で数１を暗
号化して、５０９に示すように
【数１１】 をボブに送る。ＲAが乱数ならば、数１も乱数であり、
Ｐでの推量はなんら有益な情報をもたらさない。 2. 同様に、ボブも、乱数ＲBを生成し、５１５に示す
ように、
Ｐでの推量はなんら有益な情報をもたらさない。 2. 同様に、ボブも、乱数ＲBを生成し、５１５に示す
ように、
【数１２】 をアリスに送る。この時点で、アリスおよびボブの双方
は、数１および数２が分かるので、節3.1.において示し
たようにセッション・キーを計算することができる。さ
らに、アリスおよびボブの双方によって共通の値が一度
計算されると、キー正当性の実証方式の１つを開始する
ことができるようになる。
は、数１および数２が分かるので、節3.1.において示し
たようにセッション・キーを計算することができる。さ
らに、アリスおよびボブの双方によって共通の値が一度
計算されると、キー正当性の実証方式の１つを開始する
ことができるようになる。
【００４５】3.3.双方暗号化と片方暗号化 一般に、ディファイーヘルマン公開キー分配法の双方の
メッセージは暗号化されない。片方暗号化---即ち、デ
ィファイーヘルマン公開キー分配法のメッセージの中の
少なくとも１つの一部を暗号化すること---により、機
密と正真の確実性とが保証される。従って、図５に関し
ては、同図のメッセージの中の、両方ではなく、何れか
一方の暗号化を省くことが可能である。例えば、メッセ
ージ５０９は、数１によって置き換えることができる。
または、そうする代わりに、メッセージ５１５を数２に
よって置き換えることもできる。
メッセージは暗号化されない。片方暗号化---即ち、デ
ィファイーヘルマン公開キー分配法のメッセージの中の
少なくとも１つの一部を暗号化すること---により、機
密と正真の確実性とが保証される。従って、図５に関し
ては、同図のメッセージの中の、両方ではなく、何れか
一方の暗号化を省くことが可能である。例えば、メッセ
ージ５０９は、数１によって置き換えることができる。
または、そうする代わりに、メッセージ５１５を数２に
よって置き換えることもできる。
【００４６】片方暗号化がシステムの安全性を守るとい
うことは、暗号化および暗号解読の１対を省略できるこ
とを意味する。暗号化や暗号解読には計算のために資源
および時間が実質的に必要となることもあるので、それ
らの資源を省略し、時間を節約することができる。
うことは、暗号化および暗号解読の１対を省略できるこ
とを意味する。暗号化や暗号解読には計算のために資源
および時間が実質的に必要となることもあるので、それ
らの資源を省略し、時間を節約することができる。
【００４７】3.4.αおよびβの選定 αおよびβは異なる値の中から選択することができる。
それらの選択の各々が費用と安全との間の妥協点を反映
する。モジュラスについては、多数の可能な選択肢があ
るが、βは、大きな素数値の方が安全である。さらに、
αは、体ＧＦ（β）の原始根であることが望ましい。あ
る素数ｐに対し、βを β＝２ｐ＋１ のように選定すると、（β−１）／２＝ｐとなる値が存
在するので、それらは見つけ易い。以下の説明におい
て、これらの制限を仮定する。
それらの選択の各々が費用と安全との間の妥協点を反映
する。モジュラスについては、多数の可能な選択肢があ
るが、βは、大きな素数値の方が安全である。さらに、
αは、体ＧＦ（β）の原始根であることが望ましい。あ
る素数ｐに対し、βを β＝２ｐ＋１ のように選定すると、（β−１）／２＝ｐとなる値が存
在するので、それらは見つけ易い。以下の説明におい
て、これらの制限を仮定する。
【００４８】アリスおよびボブが他人に情報を漏らすこ
となくαおよびβの共通の値に同意することは、幾分問
題となる。プライマルティ（primality）を求めて乱数
を検査するのは容易すぎるので、Ｐ（β）を送ることは
できない。ある実施例では、αおよびβを固定し、共同
にしている。この実施例には、情報の漏れまたは分割攻
撃の危険がないという利点がある。不利な点は、すべて
の当事者がそのような値に同意しなければならないので
実施が柔軟でなくなることである。さらにβを共同にす
ることの欠点は、安全性を維持するのに不都合なことで
ある。βは、大きくなければならないが、そうすると、
指数演算が高価となる。
となくαおよびβの共通の値に同意することは、幾分問
題となる。プライマルティ（primality）を求めて乱数
を検査するのは容易すぎるので、Ｐ（β）を送ることは
できない。ある実施例では、αおよびβを固定し、共同
にしている。この実施例には、情報の漏れまたは分割攻
撃の危険がないという利点がある。不利な点は、すべて
の当事者がそのような値に同意しなければならないので
実施が柔軟でなくなることである。さらにβを共同にす
ることの欠点は、安全性を維持するのに不都合なことで
ある。βは、大きくなければならないが、そうすると、
指数演算が高価となる。
【００４９】しかし、モジュラスの長さのに何らかの妥
協が可能である。実施例では、それらの値を重ねて暗号
化するためにパスワードＰを用いるので、Ｐのすべての
可能な推定値を除いて離散対数計算を試みることは不可
能である。そこで、目標は、βに対するサイズを、当て
推量の攻撃を極端に高価にするに十分に選定することで
ある。２００ビットを使用すれば、これに対する離散対
数の解にはテーブルが作られた後でも数秒はかかると予
測され、十分であると思われる。
協が可能である。実施例では、それらの値を重ねて暗号
化するためにパスワードＰを用いるので、Ｐのすべての
可能な推定値を除いて離散対数計算を試みることは不可
能である。そこで、目標は、βに対するサイズを、当て
推量の攻撃を極端に高価にするに十分に選定することで
ある。２００ビットを使用すれば、これに対する離散対
数の解にはテーブルが作られた後でも数秒はかかると予
測され、十分であると思われる。
【００５０】しかしながら、考察事項には、より大きな
モジュラスに対するものもある。利用者のパスワードが
解決されると、記憶されている指数方程式が利用できる
ようになり、これらが解かれると、古い会話を読むこと
を許すことになる。大きいモジュラス値を選定すると、
それらの会話はすべて安全に維持される。
モジュラスに対するものもある。利用者のパスワードが
解決されると、記憶されている指数方程式が利用できる
ようになり、これらが解かれると、古い会話を読むこと
を許すことになる。大きいモジュラス値を選定すると、
それらの会話はすべて安全に維持される。
【００５１】βに対するサイズの必要条件は、体ＧＦ
（β）における離散対数の計算を避けたいという要求か
ら導かれる。そのような計算に対する現在の最良のアル
ゴリズムは、大量の事前の計算を必要とする。毎回、異
なるβを使用すると、攻撃者は、前もってテーブルを作
ることができない。そこで、はるかに小さい、故に、よ
り安価なモジュラスを使用することができる。従って、
好ましい実施例では、アリスは、βおよびαの任意の値
を生成して、それらを初期の交換中に平文で送る。これ
らの値を知っている攻撃者に関して安全上の危険は殆ど
なく、問題は、カット・アンド・ペースト攻撃のみであ
る。さらに、この危険も、ボブが、容易に解決可能な選
択を防ぐために、一定の確認---即ち、βが本当に素数
であること、βが十分大きい（従って、テーブルの事前
の計算の影響がない）こと、βー１が大きな素数因数を
少なくとも１つは持つこと、およびαがＧＦ（β）の原
始根であることの確認---を行う場合、最小となる。最
後の２つの条件は関連がある。αを有効にするために
は、β−１の因数分解を知る必要がある。ｐを素数と
し、ｋを非常に小さい整数であるとした場合、βがｋｐ
＋１の形式ならば、両方の条件が満たされる。
（β）における離散対数の計算を避けたいという要求か
ら導かれる。そのような計算に対する現在の最良のアル
ゴリズムは、大量の事前の計算を必要とする。毎回、異
なるβを使用すると、攻撃者は、前もってテーブルを作
ることができない。そこで、はるかに小さい、故に、よ
り安価なモジュラスを使用することができる。従って、
好ましい実施例では、アリスは、βおよびαの任意の値
を生成して、それらを初期の交換中に平文で送る。これ
らの値を知っている攻撃者に関して安全上の危険は殆ど
なく、問題は、カット・アンド・ペースト攻撃のみであ
る。さらに、この危険も、ボブが、容易に解決可能な選
択を防ぐために、一定の確認---即ち、βが本当に素数
であること、βが十分大きい（従って、テーブルの事前
の計算の影響がない）こと、βー１が大きな素数因数を
少なくとも１つは持つこと、およびαがＧＦ（β）の原
始根であることの確認---を行う場合、最小となる。最
後の２つの条件は関連がある。αを有効にするために
は、β−１の因数分解を知る必要がある。ｐを素数と
し、ｋを非常に小さい整数であるとした場合、βがｋｐ
＋１の形式ならば、両方の条件が満たされる。
【００５２】これまでαの選定については全く説明して
いない。しかし、βに適切な値が選択されると、αはβ
の原始根として選定される。２で始まる整数を調べない
理由は何もない。原始根の密度によって、かなり早く１
つ見つかることが保証される。
いない。しかし、βに適切な値が選択されると、αはβ
の原始根として選定される。２で始まる整数を調べない
理由は何もない。原始根の密度によって、かなり早く１
つ見つかることが保証される。
【００５３】４．暗号法 4.1.対称キー暗号法の選択 対称キー暗号法の選択は、種々の実施例において、初期
の非対称キー交換の暗号化、誰何および応答の交換、お
よび続いて起こる応用セッションの保護のために３倍使
用されている。一般に、同様の対称キー暗号法を３つの
すべての点で使用することができる。
の非対称キー交換の暗号化、誰何および応答の交換、お
よび続いて起こる応用セッションの保護のために３倍使
用されている。一般に、同様の対称キー暗号法を３つの
すべての点で使用することができる。
【００５４】初期の交換（例えば、メッセージ１０９お
よび１１５）においては、平文に厳しい制約がある。こ
れらのメッセージは、タグ付きデータ表現以外の形式を
使用するべきではなく、好都合である。
よび１１５）においては、平文に厳しい制約がある。こ
れらのメッセージは、タグ付きデータ表現以外の形式を
使用するべきではなく、好都合である。
【００５５】好ましいすべての実施例において、本来の
平文メッセージには、暗号化ブロック・サイズに合わせ
るための非乱数の補充も、如何なる形式の誤り検出チェ
ックサムも含めるべきではない。通信エラーに対する保
護は、一般に、低い方の階層のプロトコルによって与え
られる。多数の暗号ブロックを一まとめにし、暗号分析
的攻撃を避けるために、暗号ブロック連鎖法または類似
の方式を用いてもよいが、そのような仕組みは、伝送さ
れるビットがランダムで攻撃者によって操作されること
が有り得ない点で有利なので、一般に重要ではない。誰
何／応答の仕組みは、そのようなメッセージ操作に対す
る必要な防御を与える。
平文メッセージには、暗号化ブロック・サイズに合わせ
るための非乱数の補充も、如何なる形式の誤り検出チェ
ックサムも含めるべきではない。通信エラーに対する保
護は、一般に、低い方の階層のプロトコルによって与え
られる。多数の暗号ブロックを一まとめにし、暗号分析
的攻撃を避けるために、暗号ブロック連鎖法または類似
の方式を用いてもよいが、そのような仕組みは、伝送さ
れるビットがランダムで攻撃者によって操作されること
が有り得ない点で有利なので、一般に重要ではない。誰
何／応答の仕組みは、そのようなメッセージ操作に対す
る必要な防御を与える。
【００５６】ある実施例では、暗号化アルゴリズムが、
パスワードと公開キーとの間でビットに関する排他的論
理和をとるほどの単純な操作である。
パスワードと公開キーとの間でビットに関する排他的論
理和をとるほどの単純な操作である。
【００５７】同様に、キー正当化メッセージは、一般
に、強力な暗号システムによって保護される必要がな
い。攻撃者が暗号化されたメッセージに対して有用なカ
ット・アンド・ペースト操作を行うことは不可能である
という暗黙の仮定がある。例えば、アリスがＲ（challe
ngeA，challengeB）をボブに送り、ボブがＲ（challeng
eA）で応答すると言われる場合、攻撃者は、最初のメッ
セージからＲ（challengeA）を切り取り（snip）、単に
それを第２のメッセージ中にそのまま繰り返す（echo）
ことができると断定してもよい。勿論、好ましい実施例
では、これは都合よく避けるべきである。このように、
使用されている特定の暗号法において必要ならば、暗号
ブロック連鎖法などの標準的な方法を使用するべきであ
る。暗号ブロック連鎖法であれば、そのような「切り取
りそのまま繰り返すこと（snip and echo）」または
「カット・アンド・ペースト（切り貼り）」を防ぐはず
である。また、アリスとボブは、Ｒを用いて、それぞれ
一方向のみに使用される異なるサブキーＲAおよびＲBを
導くこともできる。その他の代案には、メッセージを分
類または追加するメッセージ正真確認符号を用いること
も含まれる。しかし、これらは、暗号分析的攻撃に直面
した場合に望ましくない冗長性を招く場合がある。その
ような場合、節2.1.2.において言及した一方向機能が好
ましいと思われる。
に、強力な暗号システムによって保護される必要がな
い。攻撃者が暗号化されたメッセージに対して有用なカ
ット・アンド・ペースト操作を行うことは不可能である
という暗黙の仮定がある。例えば、アリスがＲ（challe
ngeA，challengeB）をボブに送り、ボブがＲ（challeng
eA）で応答すると言われる場合、攻撃者は、最初のメッ
セージからＲ（challengeA）を切り取り（snip）、単に
それを第２のメッセージ中にそのまま繰り返す（echo）
ことができると断定してもよい。勿論、好ましい実施例
では、これは都合よく避けるべきである。このように、
使用されている特定の暗号法において必要ならば、暗号
ブロック連鎖法などの標準的な方法を使用するべきであ
る。暗号ブロック連鎖法であれば、そのような「切り取
りそのまま繰り返すこと（snip and echo）」または
「カット・アンド・ペースト（切り貼り）」を防ぐはず
である。また、アリスとボブは、Ｒを用いて、それぞれ
一方向のみに使用される異なるサブキーＲAおよびＲBを
導くこともできる。その他の代案には、メッセージを分
類または追加するメッセージ正真確認符号を用いること
も含まれる。しかし、これらは、暗号分析的攻撃に直面
した場合に望ましくない冗長性を招く場合がある。その
ような場合、節2.1.2.において言及した一方向機能が好
ましいと思われる。
【００５８】最後に、続いて発生するログイン期間にお
けるＲの使用により、Ｒに関する有用な情報を暴露して
はならない。システムが暗号分析され、Ｒが復元される
と、攻撃者は、メッセージ交換にパスワード推量攻撃を
加えることができるようになる。さらに、このプロトコ
ルは、当事者間の任意のセッションを保護するために適
用できるので、敵は選択（された）暗号文攻撃をセッシ
ョンに加えることもあるという仮定の下に特定の対称シ
ステムを慎重に吟味することが最良である。何らかの疑
いがあるときは、個別データ・キー交換キーの実現が好
ましい。
けるＲの使用により、Ｒに関する有用な情報を暴露して
はならない。システムが暗号分析され、Ｒが復元される
と、攻撃者は、メッセージ交換にパスワード推量攻撃を
加えることができるようになる。さらに、このプロトコ
ルは、当事者間の任意のセッションを保護するために適
用できるので、敵は選択（された）暗号文攻撃をセッシ
ョンに加えることもあるという仮定の下に特定の対称シ
ステムを慎重に吟味することが最良である。何らかの疑
いがあるときは、個別データ・キー交換キーの実現が好
ましい。
【００５９】4.2.公開キー分配法の選択 原則的に、ＡＣＭの通信（Communications of the AC
M）第２１巻p.294-p.299（１９７８年４月）のＲ．Ｃ．
マークル（Merkle）による「安全でない通信路による安
全な通信（Secure Communications Over Insecure Chan
nels）」のマークルのパズルを含め、如何なる公開キー
分配法も使用することができる。実際には、実用上の理
由から除外されるシステムもある。例えば、大きい素数
を多数用いたシステムであれば、用途によっては実現不
可能なこともある。ＲＳＡでは、そのような素数を少な
くとも２つは使用する。動的なキー生成は、複雑すぎる
ために、ある種のハードウェア・システムにとっては高
価すぎることもある。
M）第２１巻p.294-p.299（１９７８年４月）のＲ．Ｃ．
マークル（Merkle）による「安全でない通信路による安
全な通信（Secure Communications Over Insecure Chan
nels）」のマークルのパズルを含め、如何なる公開キー
分配法も使用することができる。実際には、実用上の理
由から除外されるシステムもある。例えば、大きい素数
を多数用いたシステムであれば、用途によっては実現不
可能なこともある。ＲＳＡでは、そのような素数を少な
くとも２つは使用する。動的なキー生成は、複雑すぎる
ために、ある種のハードウェア・システムにとっては高
価すぎることもある。
【００６０】第２の考察事項は、特定のシステムの公開
キーをランダムに見えるビット列として符号化できるか
どうかということである。これがＲＳＡに関する問題と
なり得る理由は、既に説明した。
キーをランダムに見えるビット列として符号化できるか
どうかということである。これがＲＳＡに関する問題と
なり得る理由は、既に説明した。
【００６１】代わって、公開キーを生成するために使用
される乱数発生器の核を送ることにより、前記の問題を
巧みに処理することは興味深い。不幸なことに、多くの
場合、それほど多くは適用できない。それに伴う損失--
-双方ともキーを生成するという時間の掛かる処理を経
なければならないこと---は別として、ランダムな核
は、公開キーおよび私有キーの両方を与える。そして、
こんどはこれによって、セッション・キーを取り出すこ
とによって候補のパスワードを有効にすることを攻撃者
に許すことになる。
される乱数発生器の核を送ることにより、前記の問題を
巧みに処理することは興味深い。不幸なことに、多くの
場合、それほど多くは適用できない。それに伴う損失--
-双方ともキーを生成するという時間の掛かる処理を経
なければならないこと---は別として、ランダムな核
は、公開キーおよび私有キーの両方を与える。そして、
こんどはこれによって、セッション・キーを取り出すこ
とによって候補のパスワードを有効にすることを攻撃者
に許すことになる。
【００６２】乱数発生器の核を送信するという選択肢
は、指数キーの交換に関して役立つ。素数のモジュラス
は何れにしても共同であるため、秘密にすべきものは何
もない。不幸なことに、前記の選択により、双方の当事
者は、サイズに関し必要なモジュラスを節約するとは言
え、大きな素数を生成するステップを経ることが必要と
なる。離散対数問題に対する非常に高速な解が発見され
る場合、この妥協点は、考慮する価値がある。
は、指数キーの交換に関して役立つ。素数のモジュラス
は何れにしても共同であるため、秘密にすべきものは何
もない。不幸なことに、前記の選択により、双方の当事
者は、サイズに関し必要なモジュラスを節約するとは言
え、大きな素数を生成するステップを経ることが必要と
なる。離散対数問題に対する非常に高速な解が発見され
る場合、この妥協点は、考慮する価値がある。
【００６３】５．メッセージ交換を実行する装置 図６は、第２節において説明したメッセージ交換を実施
する装置の説明のための実施例を表す。当業者であれ
ば、この実施例を、本発明の如何なる具体化も行うよう
に容易に修正することができる。
する装置の説明のための実施例を表す。当業者であれ
ば、この実施例を、本発明の如何なる具体化も行うよう
に容易に修正することができる。
【００６４】アリス６０１およびボブ６０３は、２台の
コンピュータであり、または他の標準的な処理および通
信のステーションまたは装置であり、秘密Ｐ（レジスタ
またはその類のもの６００に格納されている）を共有
し、内密かつ正式の通信路６２９を確立することを希望
している。秘密Ｐは、アリスおよびボブの双方のレジス
タまたはその類のものに記憶されている。アリスは、送
信部６０２、受信部６１２、キー正当性検査器６１９、
およびセッション通信ユニット６２５からなる。送信部
６０２は、入力として秘密Ｐを受信する。送信部６０２
は、公開キーおよび私有キーを生成する非対称キー生成
器６０５を備えている。公開キーは、対称キー暗号器６
０７に渡される。また、対称キー暗号器６０７は、入力
として秘密Ｐを受信し、キーとして秘密Ｐを用いて公開
キーまたはその一部を暗号化して開始メッセージを形成
する。この開始メッセージは、対称キー暗号器６０７か
ら通信路６０９に渡され、そこでボブの受信部６１０に
送信される。
コンピュータであり、または他の標準的な処理および通
信のステーションまたは装置であり、秘密Ｐ（レジスタ
またはその類のもの６００に格納されている）を共有
し、内密かつ正式の通信路６２９を確立することを希望
している。秘密Ｐは、アリスおよびボブの双方のレジス
タまたはその類のものに記憶されている。アリスは、送
信部６０２、受信部６１２、キー正当性検査器６１９、
およびセッション通信ユニット６２５からなる。送信部
６０２は、入力として秘密Ｐを受信する。送信部６０２
は、公開キーおよび私有キーを生成する非対称キー生成
器６０５を備えている。公開キーは、対称キー暗号器６
０７に渡される。また、対称キー暗号器６０７は、入力
として秘密Ｐを受信し、キーとして秘密Ｐを用いて公開
キーまたはその一部を暗号化して開始メッセージを形成
する。この開始メッセージは、対称キー暗号器６０７か
ら通信路６０９に渡され、そこでボブの受信部６１０に
送信される。
【００６５】受信部６１０は、対称キー暗号解読器６１
１からなる。対称キー暗号解読器６１１は、入力として
開始メッセージおよび秘密Ｐを受信し、その開始メッセ
ージを解読して公開キーを復元する。この公開キーは、
送信部６２０に渡される。送信部６２０は、対称キー暗
号器６１６、非対称キー暗号器６１７、および対称キー
生成器６１８からなる。対称キー生成器６１８は、非対
称キー暗号器６１７に渡されるランダムな対称キーを生
成する。また、非対称キー暗号器６１７は、受信部６１
０から入力として公開キーを受信し、前記の対称キーを
公開キーで暗号化して、暗号化されたキーを形成する。
この暗号化されたキーは、対称キー暗号器６１６に渡さ
れる。対称キー暗号器６１６は、入力として秘密Ｐも受
信し、暗号化されたキーを秘密Ｐでさらに暗号化して、
応答メッセージを形成する。応答メッセージは、対称キ
ー暗号器６１６から通信路６１５に渡され、そこでアリ
スの受信部６１２に送られる。
１からなる。対称キー暗号解読器６１１は、入力として
開始メッセージおよび秘密Ｐを受信し、その開始メッセ
ージを解読して公開キーを復元する。この公開キーは、
送信部６２０に渡される。送信部６２０は、対称キー暗
号器６１６、非対称キー暗号器６１７、および対称キー
生成器６１８からなる。対称キー生成器６１８は、非対
称キー暗号器６１７に渡されるランダムな対称キーを生
成する。また、非対称キー暗号器６１７は、受信部６１
０から入力として公開キーを受信し、前記の対称キーを
公開キーで暗号化して、暗号化されたキーを形成する。
この暗号化されたキーは、対称キー暗号器６１６に渡さ
れる。対称キー暗号器６１６は、入力として秘密Ｐも受
信し、暗号化されたキーを秘密Ｐでさらに暗号化して、
応答メッセージを形成する。応答メッセージは、対称キ
ー暗号器６１６から通信路６１５に渡され、そこでアリ
スの受信部６１２に送られる。
【００６６】受信部６１２は、対称キー暗号解読器６１
４および非対称キー暗号解読器６１３からなる。対称キ
ー暗号解読器６１４は、入力として秘密Ｐおよび応答メ
ッセージを受信し、その応答メッセージを解読して暗号
化されたキーを復元し、それを非対称キー暗号解読器６
１３に送る。非対称キー暗号解読器６１３は、非対称キ
ー生成器６０５から渡される私有キーも入力として受信
し、それを用いて暗号化されたキーを解読して、対称キ
ーを復元する。この対称キーは、非対称キー暗号解読器
６１３からキー正当性検査器６１９に渡される。同様に
して、ボブにおいては、対称キー生成器６１８が、対称
キーをボブのキー正当性検査器６２３に渡す。アリスの
キー正当性検査器６１９およびボブのキー正当性検査器
６２３は、通信路６２１を介して互いに通信して、対称
キーの正当性を検査する。キーの正当性検査の目的は、
秘密Ｐを発見した可能性のある無資格の盗聴者によって
アリスまたはボブの何れも装われないことを保証するこ
とである。
４および非対称キー暗号解読器６１３からなる。対称キ
ー暗号解読器６１４は、入力として秘密Ｐおよび応答メ
ッセージを受信し、その応答メッセージを解読して暗号
化されたキーを復元し、それを非対称キー暗号解読器６
１３に送る。非対称キー暗号解読器６１３は、非対称キ
ー生成器６０５から渡される私有キーも入力として受信
し、それを用いて暗号化されたキーを解読して、対称キ
ーを復元する。この対称キーは、非対称キー暗号解読器
６１３からキー正当性検査器６１９に渡される。同様に
して、ボブにおいては、対称キー生成器６１８が、対称
キーをボブのキー正当性検査器６２３に渡す。アリスの
キー正当性検査器６１９およびボブのキー正当性検査器
６２３は、通信路６２１を介して互いに通信して、対称
キーの正当性を検査する。キーの正当性検査の目的は、
秘密Ｐを発見した可能性のある無資格の盗聴者によって
アリスまたはボブの何れも装われないことを保証するこ
とである。
【００６７】正当性の検査に際し、アリスのキー正当性
検査器６１９が、対称キーをセッション通信ユニット６
２５に渡し、これが、通信路６２９を介するボブとの以
降の通信にその対称キーを使用する。説明を簡単にする
ために、通信路６０９、６１５、６２１および６２９を
別個の通信路として示したが、実際には、これらのチャ
ネルの２つ以上を周知の原理および慣例に従って適切に
多重化された同一の物理通信路としてもよい。同様に、
ボブのキー正当性検査器６２３は、対称キーをセッショ
ン通信ユニット６２７に渡し、これが、通信路６２９を
介したアリスとの以降の通信にその対称キーを使用す
る。
検査器６１９が、対称キーをセッション通信ユニット６
２５に渡し、これが、通信路６２９を介するボブとの以
降の通信にその対称キーを使用する。説明を簡単にする
ために、通信路６０９、６１５、６２１および６２９を
別個の通信路として示したが、実際には、これらのチャ
ネルの２つ以上を周知の原理および慣例に従って適切に
多重化された同一の物理通信路としてもよい。同様に、
ボブのキー正当性検査器６２３は、対称キーをセッショ
ン通信ユニット６２７に渡し、これが、通信路６２９を
介したアリスとの以降の通信にその対称キーを使用す
る。
【００６８】６．応用 本発明の実施例は、安全公衆電話に使用することができ
る。誰かが安全公衆電話の使用を希望すると、あるキー
イング情報が与えられる。通常の解決方法では、発呼者
が物理キーを持つことが要求される。本発明の実施例で
は、キーパッド入力された短いパスワードの使用を許す
が、呼に対しては一段と長いセッション・キーを使用す
る。
る。誰かが安全公衆電話の使用を希望すると、あるキー
イング情報が与えられる。通常の解決方法では、発呼者
が物理キーを持つことが要求される。本発明の実施例で
は、キーパッド入力された短いパスワードの使用を許す
が、呼に対しては一段と長いセッション・キーを使用す
る。
【００６９】本発明の実施例は、セルラ電話と共に使用
することができる。セルラ事業では、不正行為が問題で
あったが、ＰＩＮまたはその他のキーが入力されなかっ
た場合、電話を使用できなくすることにより、その時の
実施例を不正行為に対抗して定義（して、呼の秘密を保
証）することができる。ＰＩＮまたはその他のキーは電
話内部に記憶されていないので、盗まれたユニットから
それらのキーを取り出すことは不可能である。
することができる。セルラ事業では、不正行為が問題で
あったが、ＰＩＮまたはその他のキーが入力されなかっ
た場合、電話を使用できなくすることにより、その時の
実施例を不正行為に対抗して定義（して、呼の秘密を保
証）することができる。ＰＩＮまたはその他のキーは電
話内部に記憶されていないので、盗まれたユニットから
それらのキーを取り出すことは不可能である。
【００７０】また、本発明の実施例は、ＡＣＭの通信
（１９８４年、第２７巻、第４号p.393-p.395）のＲ．
Ｌ．リベスト（Rivest）およびＡ．シェィミァ（Shami
r）による「盗聴者の暴き方（How to Expose an Eavesd
ropper）」にあるリベストおよびシェィミァのインター
ロック・プロトコルに対する代替を与える。
（１９８４年、第２７巻、第４号p.393-p.395）のＲ．
Ｌ．リベスト（Rivest）およびＡ．シェィミァ（Shami
r）による「盗聴者の暴き方（How to Expose an Eavesd
ropper）」にあるリベストおよびシェィミァのインター
ロック・プロトコルに対する代替を与える。
【００７１】以上の説明は、本発明の一実施例に関する
もので、この技術分野の当業者であれば、本発明の種々
の変形例が考えられるが、それらはいずれも本発明の技
術的範囲に包含される。
もので、この技術分野の当業者であれば、本発明の種々
の変形例が考えられるが、それらはいずれも本発明の技
術的範囲に包含される。
【００７２】尚、特許請求の範囲に記載した参照番号
は、発明の容易なる理解のためで、その技術的範囲を制
限するように解釈されるべきではない。
は、発明の容易なる理解のためで、その技術的範囲を制
限するように解釈されるべきではない。
【００】
【発明の効果】以上述べたように、本発明によれば、比
較的安全でない秘密しか共有していない当事者どうしの
間で内密かつ正式な通信を確立することができる。この
通信は、従来の技術によって確立されるものより安全で
あり、共有の秘密（例えば、パスワード）が盗聴者に漏
れるのを防ぐ。
較的安全でない秘密しか共有していない当事者どうしの
間で内密かつ正式な通信を確立することができる。この
通信は、従来の技術によって確立されるものより安全で
あり、共有の秘密（例えば、パスワード）が盗聴者に漏
れるのを防ぐ。
【図１】非対称キー暗号法を用いる本発明の実施例で使
用される一連のメッセージを表す（最初の２つのメッセ
ージは、パスワードによって暗合されている）図であ
る。
用される一連のメッセージを表す（最初の２つのメッセ
ージは、パスワードによって暗合されている）図であ
る。
【図２】セッション・キーが第３者によって復元された
ときにパスワードへの攻撃に対する保護を与える本発明
の実施例で使用される一連のメッセージを表す図であ
る。
ときにパスワードへの攻撃に対する保護を与える本発明
の実施例で使用される一連のメッセージを表す図であ
る。
【図３】初期メッセージの一部のみがパスワードで暗号
化される本発明の実施例で使用される一連のメッセージ
を表す図である。
化される本発明の実施例で使用される一連のメッセージ
を表す図である。
【図４】応答メッセージの一部のみがパスワードで暗号
化される本発明の実施例で使用される一連のメッセージ
を表す図である。
化される本発明の実施例で使用される一連のメッセージ
を表す図である。
【図５】公開キー分配法を利用する本発明の実施例で使
用される一連のメッセージを表す図である。
用される一連のメッセージを表す図である。
【図６】非対称キー暗号法を使用し、最初の２つのメッ
セージが暗号化される装置を表す図である。
セージが暗号化される装置を表す図である。
６０５、６１８キー生成器 ６０７、６１６対称暗号器 ６１３ 非対称暗号解読器 ６１１、６１４対称暗号解読器 ６１９、６２３キー正当性検査器 ６２５、６２７セッション通信ユニット ６０９、６１５、６２１、および６２９共通通信路 ６１７ 非対称暗号器
フロントページの続き (72)発明者 スティーヴン マイケル ベロヴィン アメリカ合衆国 07090 ニュージャージ ー ウエストフィールド、キャッスルマン ドライヴ 710 (72)発明者 マイケル メリット アメリカ合衆国 07922 ニュージャージ ー バークレーハイツ、マックメーン ア ヴェニュー 294
Claims (24)
- 【請求項１】 秘密を共有する複数の当事者の間で安全
な通信を確立するために、 公開キー分配法の第１のメッセージを１当事者に送るス
テップと、 前記第１のメッセージに応じて、前記公開キー分配法の
第２のメッセージを受信するステップとを備え、 前記の第１および第２のメッセージの少なくとも一方の
少なくとも一部が、キーとして前記の秘密を用いて暗号
化されることを特徴とする安全な通信のためのプロトコ
ル。 - 【請求項２】 前記の第１および第２のメッセージの少
なくとも一方の少なくとも一部が、対称キー暗号法で暗
号化されることを特徴とする請求項１記載のプロトコ
ル。 - 【請求項３】 前記の第１および第２のメッセージの両
方の少なくとも一部が、対称キー暗号法で暗号化される
ことを特徴とする請求項１記載のプロトコル。 - 【請求項４】 前記の第１および第２のメッセージが、
公開キー暗号法のメッセージであることを特徴とする請
求項１記載のプロトコル。 - 【請求項５】 前記の第１および第２のメッセージが、
セッション（一回のメッセージ送信に関わる期間）キー
を得るために使用されることを特徴とする請求項１記載
のプロトコル。 - 【請求項６】 前記セッション・キーの正当性を検査す
るステップをさらに備えたことを特徴とする請求項５記
載のプロトコル。 - 【請求項７】 秘密を共有する複数の当事者の間で安全
な通信を確立するために、 １当事者から公開キー分配法の第１のメッセージを受信
するステップと、 前記第１のメッセージに応じて、前記公開キー分配法の
第２のメッセージを送るステップとを備え、 前記の第１および第２のメッセージの中の１つの少なく
とも一部が、前記秘密をキーとして用いて暗号化される
ことを特徴とする安全な通信のためのプロトコル。 - 【請求項８】 前記の第１および第２のメッセージの少
なくとも一方の少なくとも一部が、キーとして前記秘密
を用いて対称キー暗号法で暗号化されることを特徴とす
る請求項７記載のプロトコル。 - 【請求項９】 前記の第１および第２のメッセージの両
方の少なくとも一部が、キーとして前記秘密を用いて対
称キー暗号法で暗号化されることを特徴とする請求項７
記載のプロトコル。 - 【請求項１０】 前記の第１および第２のメッセージ
が、公開キー暗号法のメッセージであることを特徴とす
る請求項７記載のプロトコル。 - 【請求項１１】 前記の第１および第２のメッセージ
が、セッション・キーを得るために使用されることを特
徴とする請求項７記載のプロトコル。 - 【請求項１２】 前記セッション・キーの正当性を検査
するステップをさらに備えたことを特徴とする請求項１
１記載のプロトコル。 - 【請求項１３】 秘密を共有する複数の当事者の間で安
全な通信を確立するために、 公開キー分配法の第１のメッセージを１当事者に送る手
段６０２と、 前記第１のメッセージに応じて、前記公開キー分配法の
第２のメッセージを受信する手段６１２とを備え、 前記の第１および第２のメッセージの少なくとも一方の
少なくとも一部が、キーとして前記の秘密を用いて暗号
化されることを特徴とする安全な通信のための装置。 - 【請求項１４】 前記の第１および第２のメッセージの
少なくとも一方の少なくとも一部が、対称キー暗号法で
暗号化されることを特徴とする請求項１３記載の装置。 - 【請求項１５】 前記の第１および第２のメッセージの
両方の少なくとも一部が、対称キー暗号法で暗号化され
ることを特徴とする請求項１３記載の装置。 - 【請求項１６】 前記の第１および第２のメッセージ
が、公開キー暗号法のメッセージであることを特徴とす
る請求項１３記載の装置。 - 【請求項１７】 前記の第１および第２のメッセージ
が、セッション・キーを得るために使用されることを特
徴とする請求項１３載の装置。 - 【請求項１８】 前記セッション・キーの正当性を検査
する手段６１９をさらに備えたことを特徴とする請求項
１７記載の装置。 - 【請求項１９】 秘密を共有する複数の当事者の間で安
全な通信を確立するために、 １当事者から公開キー分配法の第１のメッセージを受信
する手段６１０と、 前記第１のメッセージに応じて、前記公開キー分配法の
第２のメッセージを送る手段６２０とを備え、 前記の第１および第２のメッセージの少なくとも一方の
少なくとも一部が、暗号化されることを特徴とする安全
な通信のための装置。 - 【請求項２０】 前記の第１および第２のメッセージの
少なくとも一方の少なくとも一部が、キーとして前記秘
密を用いて対称キー暗号法で暗号化されることを特徴と
する請求項１９記載の装置。 - 【請求項２１】 前記の第１および第２のメッセージの
両方の少なくとも一部が、対称キー暗号法で暗号化され
ることを特徴とする請求項１９記載の装置。 - 【請求項２２】 前記の第１および第２のメッセージ
が、公開キー暗号法のメッセージであることを特徴とす
る請求項１９記載の装置。 - 【請求項２３】 前記の第１および第２のメッセージ
が、セッション・キーを得るために使用されることを特
徴とする請求項１９記載の装置。 - 【請求項２４】 前記セッション・キーの正当性を検査
する手段をさらに備えたことを特徴とする請求項２３記
載の装置。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US07/770,064 US5241599A (en) | 1991-10-02 | 1991-10-02 | Cryptographic protocol for secure communications |
| US770064 | 1991-10-02 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH06169306A true JPH06169306A (ja) | 1994-06-14 |
| JP2599871B2 JP2599871B2 (ja) | 1997-04-16 |
Family
ID=25087362
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP4284901A Expired - Lifetime JP2599871B2 (ja) | 1991-10-02 | 1992-10-01 | 暗号鍵を生成する方法 |
Country Status (7)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5241599A (ja) |
| EP (2) | EP1104959B1 (ja) |
| JP (1) | JP2599871B2 (ja) |
| AU (1) | AU648433B2 (ja) |
| CA (1) | CA2076252C (ja) |
| DE (2) | DE69232369T2 (ja) |
| NO (1) | NO923740L (ja) |
Cited By (6)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2003503864A (ja) * | 1998-11-03 | 2003-01-28 | シーメンス アクチエンゲゼルシヤフト | 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 |
| JP2009503934A (ja) * | 2005-07-19 | 2009-01-29 | 株式会社エヌ・ティ・ティ・ドコモ | 展性攻撃に対して改良された安全性を有する技術（これに限定されない）を含む非ワンタイムパッド暗号で暗号化した署名鍵を用いた、暗号認証、及び／又は共有暗号鍵の設定 |
| JP2009055428A (ja) * | 2007-08-28 | 2009-03-12 | Fujitsu Ltd | 情報処理装置、サーバ装置、情報処理プログラム及び方法 |
| JP2009296190A (ja) * | 2008-06-04 | 2009-12-17 | Panasonic Corp | 秘匿通信方法 |
| JP2010136199A (ja) * | 2008-12-05 | 2010-06-17 | Panasonic Electric Works Co Ltd | 鍵配布システム、鍵配布方法 |
| JPWO2011040023A1 (ja) * | 2009-09-29 | 2013-02-21 | パナソニック株式会社 | 暗号化装置、復号化装置、暗号化方法、復号化方法、および暗号化復号化システム |
Families Citing this family (228)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5241599A (en) | 1991-10-02 | 1993-08-31 | At&T Bell Laboratories | Cryptographic protocol for secure communications |
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| US5440635A (en) * | 1993-08-23 | 1995-08-08 | At&T Corp. | Cryptographic protocol for remote authentication |
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