JPH07118709B2 - 秘密情報通信方式 - Google Patents
秘密情報通信方式Info
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- JPH07118709B2 JPH07118709B2 JP62007886A JP788687A JPH07118709B2 JP H07118709 B2 JPH07118709 B2 JP H07118709B2 JP 62007886 A JP62007886 A JP 62007886A JP 788687 A JP788687 A JP 788687A JP H07118709 B2 JPH07118709 B2 JP H07118709B2
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Description
【発明の詳細な説明】 「産業上の利用分野」 本発明は、通信回線を介して通信を行う二つの通信装置
の間で、暗号を用いて秘密情報の通信を行う方式に係
り、特に、端末装置とセンタ間のように、処理能力差の
大きい通信装置間での通信に適用して好適な秘密情報通
信方式に関する。
の間で、暗号を用いて秘密情報の通信を行う方式に係
り、特に、端末装置とセンタ間のように、処理能力差の
大きい通信装置間での通信に適用して好適な秘密情報通
信方式に関する。
なお、本明細書でいう通信装置とは、例えば、端末装
置、通信処理装置、通信制御装置、交換機、電子計算機
など、通信機能を有する装置のことであり、以後は、簡
単のためにノードと呼ぶこともある。
置、通信処理装置、通信制御装置、交換機、電子計算機
など、通信機能を有する装置のことであり、以後は、簡
単のためにノードと呼ぶこともある。
「従来の技術」 ノードの間で秘密情報の通信を安全に行うためには、暗
号を用いる通信が有効である。秘密情報の内容は任意で
あり、例えば、秘密文書、ノード間で共有する暗号鍵、
パスワードなどである。
号を用いる通信が有効である。秘密情報の内容は任意で
あり、例えば、秘密文書、ノード間で共有する暗号鍵、
パスワードなどである。
暗号法には、慣用暗号と公開鍵暗号があることが知られ
ている。以下、これらの暗号法について説明する。な
お、以下の説明においては、「暗号鍵」のことを、単に
「鍵」と呼ぶことがある。
ている。以下、これらの暗号法について説明する。な
お、以下の説明においては、「暗号鍵」のことを、単に
「鍵」と呼ぶことがある。
（１）慣用暗号 慣用暗号は、暗号化用の鍵と復号化用の鍵とが同一で、
それぞれの鍵が秘密にされている暗号法である。ここ
で、慣用暗号装置（即ち、慣用暗号を用いる暗号装置）
の動作の一般的な記述方法を述べる。鍵Ｋの暗号法によ
り、任意のデータＸを鍵Ｋを用いて暗号化した値をＥ
（K;X）、鍵Ｋの暗号法により、任意のデータＹを鍵Ｋ
を用いて復号化した値をＤ（K;Y）とすると、 Ｄ（K;E（K;X））＝Ｘ……（１） である。すなわち、鍵Ｋによって暗号化されたデータ
を、同一の鍵Ｋによって復号化することにより、元のデ
ータＸを得ることができる。
それぞれの鍵が秘密にされている暗号法である。ここ
で、慣用暗号装置（即ち、慣用暗号を用いる暗号装置）
の動作の一般的な記述方法を述べる。鍵Ｋの暗号法によ
り、任意のデータＸを鍵Ｋを用いて暗号化した値をＥ
（K;X）、鍵Ｋの暗号法により、任意のデータＹを鍵Ｋ
を用いて復号化した値をＤ（K;Y）とすると、 Ｄ（K;E（K;X））＝Ｘ……（１） である。すなわち、鍵Ｋによって暗号化されたデータ
を、同一の鍵Ｋによって復号化することにより、元のデ
ータＸを得ることができる。
この種の慣用暗号の暗号アルゴリズムには、例えば、DE
S暗号（“Data Encryption Standard",Federal Informa
tion Processing Standards Publication 46,U.S.A.,
（1977年））、及びFEAL暗号（清水ほか著：“高速デー
タ暗号アルゴリズムFEAL"、電子通信学会技術報告、
（情報理論）、Vol.80,No.113、IT86−33、pp.1−６、
（1986年））、などの暗号アルゴリズムがある。
S暗号（“Data Encryption Standard",Federal Informa
tion Processing Standards Publication 46,U.S.A.,
（1977年））、及びFEAL暗号（清水ほか著：“高速デー
タ暗号アルゴリズムFEAL"、電子通信学会技術報告、
（情報理論）、Vol.80,No.113、IT86−33、pp.1−６、
（1986年））、などの暗号アルゴリズムがある。
慣用暗号では、暗号化と復号化を迅速に行なうことがで
きるが、暗号鍵Ｋの配送が困難である。
きるが、暗号鍵Ｋの配送が困難である。
（２）公開鍵暗号 公開鍵暗号とは、対をなす公開鍵と秘密鍵とが異なり、
公開鍵を公開し、秘密鍵のみを秘密にしておく暗号であ
る。ここで、公開鍵は暗号化用の鍵であり、秘密鍵は復
号化用の鍵である。
公開鍵を公開し、秘密鍵のみを秘密にしておく暗号であ
る。ここで、公開鍵は暗号化用の鍵であり、秘密鍵は復
号化用の鍵である。
現在の代表的な公開鍵暗号として、RSA暗号がある（た
とえば、Rivest,R.E.et al.“A Method for Obtaining
Digital Signatures and Public−Key Cryptosystems",
Communications of the ACM,Vol.21,No.2,pp.120−126,
（1978年）参照）。以下、RSA暗号について説明する。
とえば、Rivest,R.E.et al.“A Method for Obtaining
Digital Signatures and Public−Key Cryptosystems",
Communications of the ACM,Vol.21,No.2,pp.120−126,
（1978年）参照）。以下、RSA暗号について説明する。
まず、記述方法について説明する。
A,B、及びＬを任意の整数とするとき、Ｌを法とする、
Ｂの剰余がＡであることを、 Ａ＝Ｂ（mod L）……（２） と表す。このとき、０≦Ａ＜Ｌである。また、Ａ、Ｂ、
及びＬを任意の整数とするとき、整数ＡとＢとが値Ｌを
法として合同であることを、 Ａ≡Ｂ（mod L）……（３） と表す。さらに、Ｎを任意の整数として、法をＮとす
る、ＡのＢ乗の剰余AB（mod N）を、 EXP（A,B）（mod N）……（４） と表す。最後に、RSA暗号の整数のパラメータ、すなわ
ち、平文をＭ、暗号文をＣ、公開鍵をｅ、秘密鍵をｄ、
公開の法の値をＮとすると、 Ｃ≡EXP（M,e）（mod N）……（５） Ｍ≡EXP（C,d）（mod N）……（６） となる。ここで、 ０≦Ｍ＜Ｎ ０≦Ｃ＜Ｎ Ｎ＝ｐ・ｑ GCD｛d,（ｐ−１）・（ｑ−１）｝＝１ ｅ・ｄ＝１（mod LCM｛ｐ−1,q−１｝）……（７） であり、ｐとｑは異なる整数である。GCD｛ ｝とLCM
｛ ｝は、それぞれ、括弧内の二つの整数の、最大公約
数と最小公倍数を表す。
Ｂの剰余がＡであることを、 Ａ＝Ｂ（mod L）……（２） と表す。このとき、０≦Ａ＜Ｌである。また、Ａ、Ｂ、
及びＬを任意の整数とするとき、整数ＡとＢとが値Ｌを
法として合同であることを、 Ａ≡Ｂ（mod L）……（３） と表す。さらに、Ｎを任意の整数として、法をＮとす
る、ＡのＢ乗の剰余AB（mod N）を、 EXP（A,B）（mod N）……（４） と表す。最後に、RSA暗号の整数のパラメータ、すなわ
ち、平文をＭ、暗号文をＣ、公開鍵をｅ、秘密鍵をｄ、
公開の法の値をＮとすると、 Ｃ≡EXP（M,e）（mod N）……（５） Ｍ≡EXP（C,d）（mod N）……（６） となる。ここで、 ０≦Ｍ＜Ｎ ０≦Ｃ＜Ｎ Ｎ＝ｐ・ｑ GCD｛d,（ｐ−１）・（ｑ−１）｝＝１ ｅ・ｄ＝１（mod LCM｛ｐ−1,q−１｝）……（７） であり、ｐとｑは異なる整数である。GCD｛ ｝とLCM
｛ ｝は、それぞれ、括弧内の二つの整数の、最大公約
数と最小公倍数を表す。
この公開鍵暗号によれば、送信側で（５）式により暗号
化して送り出したものを、受信側で受信して、（６）式
によって復号化することにより、元の平文Ｍを再現する
ことができる。
化して送り出したものを、受信側で受信して、（６）式
によって復号化することにより、元の平文Ｍを再現する
ことができる。
RSA暗号の計算法およびRSA暗号パラメータの生成法は、
例えば、前述のRivest氏らの論文に述べられている。ま
た、この計算に使用されるRSA暗号装置およびRSA暗号パ
ラメータ生成装置は、ハードウェア、又はハードウェア
とソフトウェアの組み合わせにより実現できる。なお、
復号化処理は、法の値Ｎを構成する素数を利用して計算
することにより、処理速度の高速化を図る方法が知られ
ている（例えば、池野ほか著“現代暗号理論”、電子通
信学会（1986年）、のpp.117−119）。
例えば、前述のRivest氏らの論文に述べられている。ま
た、この計算に使用されるRSA暗号装置およびRSA暗号パ
ラメータ生成装置は、ハードウェア、又はハードウェア
とソフトウェアの組み合わせにより実現できる。なお、
復号化処理は、法の値Ｎを構成する素数を利用して計算
することにより、処理速度の高速化を図る方法が知られ
ている（例えば、池野ほか著“現代暗号理論”、電子通
信学会（1986年）、のpp.117−119）。
RSA暗号で、暗号化と復号化の計算量が多く、処理速度
が遅い欠点がある。すなわち、RSA暗号では、公開情報
のうちの一つのパラメータである法の値Ｎを素因数分解
することにより暗号を解読できるため、法の値Ｎは、二
つの大きな素数（例えば、10進数では約100桁の素数）
の積にする必要がある。このため、法の値Ｎは、大きな
整数（例えば、10進数で約200桁の整数）となり、暗号
化および復号化のための処理時間が大きくなる。他の公
開鍵暗号であるRabin暗号（例えば、Rabin,M.O.“Digit
alized Signatures and Public−Key Functions as Int
aractable as Factorization",MIT/LCS/TR−212（1979
年））も同様である。
が遅い欠点がある。すなわち、RSA暗号では、公開情報
のうちの一つのパラメータである法の値Ｎを素因数分解
することにより暗号を解読できるため、法の値Ｎは、二
つの大きな素数（例えば、10進数では約100桁の素数）
の積にする必要がある。このため、法の値Ｎは、大きな
整数（例えば、10進数で約200桁の整数）となり、暗号
化および復号化のための処理時間が大きくなる。他の公
開鍵暗号であるRabin暗号（例えば、Rabin,M.O.“Digit
alized Signatures and Public−Key Functions as Int
aractable as Factorization",MIT/LCS/TR−212（1979
年））も同様である。
但し、RSA暗号もRabin暗号も、パラメータを適当に選択
すれば、暗号化の処理時間は復号化の処理時間よりも小
さくすることが可能である。
すれば、暗号化の処理時間は復号化の処理時間よりも小
さくすることが可能である。
このような暗号法により、秘密情報の通信を行う場合、
秘密情報の受信側のノードでは、秘密情報の正当性（即
ち、秘密情報の送信側のノードの正当性および秘密情報
に改ざんのないこと）を認証することが必要である。秘
密情報の正当性を認証する方式としては、公開鍵暗号の
ディジタル署名による方式が知られている。
秘密情報の受信側のノードでは、秘密情報の正当性（即
ち、秘密情報の送信側のノードの正当性および秘密情報
に改ざんのないこと）を認証することが必要である。秘
密情報の正当性を認証する方式としては、公開鍵暗号の
ディジタル署名による方式が知られている。
秘密情報通信に必要な認証機能として、公開鍵暗号のデ
ィジタル署名を用いる場合は、例えば、以下のようにな
る。通信者Ａの公開鍵をPKa、秘密鍵をSKaとし、通信者
Ｂの公開鍵をPKb、秘密鍵をSKbとする。通信者Ａから通
信者Ｂへの秘密情報Ｓの送信では、通信者Ａは、通信者
Ａの秘密鍵SKaで、秘密情報Ｓを通信者Ａの公開の識別
子と共に復号化したデータを、更に、通信者Ｂの公開鍵
PKbで暗号化して、通信文として通信者Ｂに送信する。
通信者Ｂは、受信した通信文を、通信者Ｂの秘密鍵SKb
で復号化したデータを、更に、通信者Ａの公開鍵PKaで
暗号化して、秘密情報Ｓを得る。秘密情報Ｓの正当性
は、秘密情報Ｓと共に得られた公開の識別子が通信者Ｂ
が事前に得ている通信者Ａの識別子と等しいことにより
確認する。
ィジタル署名を用いる場合は、例えば、以下のようにな
る。通信者Ａの公開鍵をPKa、秘密鍵をSKaとし、通信者
Ｂの公開鍵をPKb、秘密鍵をSKbとする。通信者Ａから通
信者Ｂへの秘密情報Ｓの送信では、通信者Ａは、通信者
Ａの秘密鍵SKaで、秘密情報Ｓを通信者Ａの公開の識別
子と共に復号化したデータを、更に、通信者Ｂの公開鍵
PKbで暗号化して、通信文として通信者Ｂに送信する。
通信者Ｂは、受信した通信文を、通信者Ｂの秘密鍵SKb
で復号化したデータを、更に、通信者Ａの公開鍵PKaで
暗号化して、秘密情報Ｓを得る。秘密情報Ｓの正当性
は、秘密情報Ｓと共に得られた公開の識別子が通信者Ｂ
が事前に得ている通信者Ａの識別子と等しいことにより
確認する。
「発明が解決しようとする問題点」 ところで、上述した従来の暗号処理技術には、次のよう
な問題があった。
な問題があった。
すなわち、公開鍵暗号のディジタル署名を用いた秘密情
報通信では、秘密情報を得るまでに、各ノードでそれぞ
れ暗号化および復号化の計算が必要なので、計算量が増
大し、処理速度が遅くなる欠点がある。
報通信では、秘密情報を得るまでに、各ノードでそれぞ
れ暗号化および復号化の計算が必要なので、計算量が増
大し、処理速度が遅くなる欠点がある。
本発明は、このような背景の下になされたもので、その
目的は、次のようなものである。
目的は、次のようなものである。
複数のノードにおける秘密情報の通信において、公
開鍵暗号を用いる場合に、公開鍵としては、処理量の少
ないパラメータを用いることにより、一方の通信装置の
公開鍵暗号装置での暗号化処理の計算量を少なくする。
これにより、例えば、二つの通信装置が、通信回線によ
り相互接続されているセンタ（すなわち、電子計算機）
と端末装置である場合にも、比較的容易に適用できる秘
密情報の通信方式を提供する。
開鍵暗号を用いる場合に、公開鍵としては、処理量の少
ないパラメータを用いることにより、一方の通信装置の
公開鍵暗号装置での暗号化処理の計算量を少なくする。
これにより、例えば、二つの通信装置が、通信回線によ
り相互接続されているセンタ（すなわち、電子計算機）
と端末装置である場合にも、比較的容易に適用できる秘
密情報の通信方式を提供する。
秘密情報通信時の秘密情報の正当性の認証は、認証
用秘密データと一方向性関数演算装置とを用いて行うこ
とにより、認証用秘密データと秘密情報の通信を一挙に
行うことを可能とする。
用秘密データと一方向性関数演算装置とを用いて行うこ
とにより、認証用秘密データと秘密情報の通信を一挙に
行うことを可能とする。
「問題点を解決するための手段」 上記問題点を解決するために、この発明は、それぞれが
公開鍵暗号装置と一方向性関数演算装置とを有する、第
１および第２の通信装置間で、秘密情報の通信を行う秘
密情報通信方式において、以下の〜の各過程を有す
ることを特徴とする。
公開鍵暗号装置と一方向性関数演算装置とを有する、第
１および第２の通信装置間で、秘密情報の通信を行う秘
密情報通信方式において、以下の〜の各過程を有す
ることを特徴とする。
第１の通信装置において、第２の通信装置が該第１
の通信装置の正当性を認証するための認証用秘密データ
を生成し、この認証用秘密データから一方向性関数演算
装置により認証用公開データを計算して公開する第１の
過程、 第２の通信装置において、第１の通信装置から送ら
れてきた前記認証用公開データを保持する第２の過程、 第１の通信装置が、秘密情報および認証用秘密デー
タを公開鍵暗号装置で暗号化して、その暗号文を第２の
通信装置に送信する第３の過程、 第２の通信装置が、受信した暗号文を公開鍵暗号装
置により復号化して、秘密情報および認証用秘密データ
を得、その認証用秘密データを一方向性関数演算装置に
入力して得られる出力データを、既に保持している第１
の通信装置の認証用公開データと比較して、一致すると
きには、第１の通信装置から送信された秘密情報である
ことを認証して秘密情報を得る第４の過程。
の通信装置の正当性を認証するための認証用秘密データ
を生成し、この認証用秘密データから一方向性関数演算
装置により認証用公開データを計算して公開する第１の
過程、 第２の通信装置において、第１の通信装置から送ら
れてきた前記認証用公開データを保持する第２の過程、 第１の通信装置が、秘密情報および認証用秘密デー
タを公開鍵暗号装置で暗号化して、その暗号文を第２の
通信装置に送信する第３の過程、 第２の通信装置が、受信した暗号文を公開鍵暗号装
置により復号化して、秘密情報および認証用秘密データ
を得、その認証用秘密データを一方向性関数演算装置に
入力して得られる出力データを、既に保持している第１
の通信装置の認証用公開データと比較して、一致すると
きには、第１の通信装置から送信された秘密情報である
ことを認証して秘密情報を得る第４の過程。
「作用」 上記手段によれば、送信側では、一方向性関数演算装置
に認証用秘密データを入力することにより、認証用公開
データを作成し、これを公開する。また、公開鍵によ
り、認証用秘密データを秘密情報と一緒に暗号化し、暗
号化したデータを送信側に送る。
に認証用秘密データを入力することにより、認証用公開
データを作成し、これを公開する。また、公開鍵によ
り、認証用秘密データを秘密情報と一緒に暗号化し、暗
号化したデータを送信側に送る。
一方、受信側では、送られてきたデータを、秘密鍵によ
って復号化し、秘密情報と認証用秘密データとを得る。
また、得られた認証用秘密データを一方向性関数演算装
置に入力して認証用公開データを作成し、これを事前に
保持している認証用公開データと照合する。そして、こ
れら２つの認証用公開データが一致したら、得られた秘
密情報の正当性を認証する。
って復号化し、秘密情報と認証用秘密データとを得る。
また、得られた認証用秘密データを一方向性関数演算装
置に入力して認証用公開データを作成し、これを事前に
保持している認証用公開データと照合する。そして、こ
れら２つの認証用公開データが一致したら、得られた秘
密情報の正当性を認証する。
すなわち、この発明による、秘密情報通信においては、
送信側では、一方向性関数演算装置による認証用公開デ
ータの算出と、公開鍵による暗号化、受信側では、秘密
鍵による復号化と、一方向性関数演算装置による認証用
公開データの算出とを実行することにより、秘密情報の
正当性を認証することができる。
送信側では、一方向性関数演算装置による認証用公開デ
ータの算出と、公開鍵による暗号化、受信側では、秘密
鍵による復号化と、一方向性関数演算装置による認証用
公開データの算出とを実行することにより、秘密情報の
正当性を認証することができる。
つまり、送信側では、公開鍵による暗号化だけでよく、
従来のように、自分の秘密鍵による復号化と相手側の公
開鍵による暗号化とを行う必要はない。よって、公開鍵
として、暗号化の計算量が小さくなる値（例えば、小さ
な値の公開鍵）を使用すれば、送信側の計算負担を小さ
くすることができる。したがって、端末装置のように処
理能力の小さい装置から、センタのように処理能力の大
きい装置に秘密情報を送るのに好適である。
従来のように、自分の秘密鍵による復号化と相手側の公
開鍵による暗号化とを行う必要はない。よって、公開鍵
として、暗号化の計算量が小さくなる値（例えば、小さ
な値の公開鍵）を使用すれば、送信側の計算負担を小さ
くすることができる。したがって、端末装置のように処
理能力の小さい装置から、センタのように処理能力の大
きい装置に秘密情報を送るのに好適である。
なお、一方向性関数とは、パラメータθから関数値ｆ
（θ）を計算するのは容易であるが、逆に、関数値ｆ
（θ）からパラメータθを計算するのは、計算量が大で
あるためきわめて困難な関数のことである。
（θ）を計算するのは容易であるが、逆に、関数値ｆ
（θ）からパラメータθを計算するのは、計算量が大で
あるためきわめて困難な関数のことである。
この発明による秘密情報通信方式は、例えば、二つのノ
ードの間の通信、及び一つのノードと二つ以上のノード
の間の通信に適用できる。また、本発明の適用に際して
利用する通信網の物理的構成（例えば、専用線、交換回
線、構内網など）、通信網インタフェース、及び通信プ
ロトコルは、任意に選択できる。
ードの間の通信、及び一つのノードと二つ以上のノード
の間の通信に適用できる。また、本発明の適用に際して
利用する通信網の物理的構成（例えば、専用線、交換回
線、構内網など）、通信網インタフェース、及び通信プ
ロトコルは、任意に選択できる。
「実施例」 以下、図面を参照して、この発明の一実施例を説明す
る。以下、この実施例で対象とする通信システム（すな
わち、ノード、及びノードを相互接続する通信網）にお
けるノードの識別名は、ノードｉとノードｊとする。ま
た、実施例として、公開鍵暗号にRSA暗号を用いる場合
を述べる。この場合の公開鍵暗号装置は、RSA暗号装置
である。なお、本実施例での整数は、負でない整数を意
味する。
る。以下、この実施例で対象とする通信システム（すな
わち、ノード、及びノードを相互接続する通信網）にお
けるノードの識別名は、ノードｉとノードｊとする。ま
た、実施例として、公開鍵暗号にRSA暗号を用いる場合
を述べる。この場合の公開鍵暗号装置は、RSA暗号装置
である。なお、本実施例での整数は、負でない整数を意
味する。
第１図は、ノードｉまたはノードｊとして使用される通
信装置１の構成を示すブロック図である。
信装置１の構成を示すブロック図である。
図において、10はRSA暗号装置、20は一方向性関数演算
装置であり、これらについては、後述する。また、30は
RSA暗号パラメータ生成装置である。このRSA暗号パラメ
ータ生成装置30は、素数を発生し、その値と、上述した
RSA暗号アルゴリズムとにしたがって、法の値Ｎ、公開
鍵PK、および秘密鍵SKを生成するものである。
装置であり、これらについては、後述する。また、30は
RSA暗号パラメータ生成装置である。このRSA暗号パラメ
ータ生成装置30は、素数を発生し、その値と、上述した
RSA暗号アルゴリズムとにしたがって、法の値Ｎ、公開
鍵PK、および秘密鍵SKを生成するものである。
上記構成要素10,20,30は、信号路41を介して処理装置51
に接続されている。処理装置51は、記憶装置52に格納さ
れたプログラムにしたがって、種々の計算と制御とを実
行する。また、回線制御装置53、通信回線61を介して外
部の通信装置と通信を行う。なお、処理装置51と記憶装
置52との間は信号路42で、処理装置51と回線制御装置53
との間は信号路43で、それぞれ接続されている。
に接続されている。処理装置51は、記憶装置52に格納さ
れたプログラムにしたがって、種々の計算と制御とを実
行する。また、回線制御装置53、通信回線61を介して外
部の通信装置と通信を行う。なお、処理装置51と記憶装
置52との間は信号路42で、処理装置51と回線制御装置53
との間は信号路43で、それぞれ接続されている。
次に、第２図を参照して、RSA暗号装置10の構成を説明
する。
する。
RSA暗号装置10は、 （ａ）暗号化の場合は、上述した（５）式に示すよう
に、入力データＭについて、公開鍵PK（（５）式のｅに
相当）の値を指数とするべき乗の、法の値Ｎによる剰余
を演算して演算結果Ｃを出力し、（ｂ）復号化の場合
は、上述した（６）式に示すように、上記データＣにつ
いて、秘密鍵SK（（６）式のｄに相当）を用いて復号化
し、データＭを出力するものである。
に、入力データＭについて、公開鍵PK（（５）式のｅに
相当）の値を指数とするべき乗の、法の値Ｎによる剰余
を演算して演算結果Ｃを出力し、（ｂ）復号化の場合
は、上述した（６）式に示すように、上記データＣにつ
いて、秘密鍵SK（（６）式のｄに相当）を用いて復号化
し、データＭを出力するものである。
第２図において、信号路12は、RSA暗号装置10へ入力デ
ータＭ（またはＣ）を入力するための信号路であり、任
意の整数のデータＭ（またはＣ）を入力する。信号路13
は鍵の入力のための信号路であり、暗号鍵（公開鍵PKま
たは秘密鍵SK）を入力する。信号路14は法の値Ｎの入力
のための信号路であり、法の値Ｎを入力する。信号路15
は、RSA暗号装置10の処理結果である出力データＣ（ま
たはＭ）を出力するための信号路である。
ータＭ（またはＣ）を入力するための信号路であり、任
意の整数のデータＭ（またはＣ）を入力する。信号路13
は鍵の入力のための信号路であり、暗号鍵（公開鍵PKま
たは秘密鍵SK）を入力する。信号路14は法の値Ｎの入力
のための信号路であり、法の値Ｎを入力する。信号路15
は、RSA暗号装置10の処理結果である出力データＣ（ま
たはＭ）を出力するための信号路である。
次に、第３図を参照して、上記一方向性関数演算装置20
について説明する。一方向性関数を、ｆ（・）と表す。
一方向性関数とは、パラメータθからｆ（θ）を計算す
るのは容易であるが、ｆ（θ）からθを計算するのは、
計算量が大であるために極めて困難な関数のことであ
る。一方向性関数演算装置は、ハードウェア、又はハー
ドウェアとソフトウェアの組み合わせにより、実現でき
る。
について説明する。一方向性関数を、ｆ（・）と表す。
一方向性関数とは、パラメータθからｆ（θ）を計算す
るのは容易であるが、ｆ（θ）からθを計算するのは、
計算量が大であるために極めて困難な関数のことであ
る。一方向性関数演算装置は、ハードウェア、又はハー
ドウェアとソフトウェアの組み合わせにより、実現でき
る。
適当に選択した慣用暗号（例えば、DES暗号、FEAL暗号
など）について、鍵をＫとすると、鍵Ｋによるデータθ
の暗号化は、前述したように、Ｅ（K;θ）と表されるか
ら（（１）式参照）、一方向性関数ｆ（θ）を、次のよ
うに設定することができる。
など）について、鍵をＫとすると、鍵Ｋによるデータθ
の暗号化は、前述したように、Ｅ（K;θ）と表されるか
ら（（１）式参照）、一方向性関数ｆ（θ）を、次のよ
うに設定することができる。
ｆ（θ）＝Ｅ（K;θ）θ……（８） ここで、ｆ（θ）は認証用公開データ Ｋは暗号鍵 θは認証用秘密データ また、記号は、排他的論理和を表す。例えば、ＸＹ
は、ＸとＹの排他的論理和を表す。なお、公開情報は、
暗号化関数の暗号アルゴリズムと、鍵Ｋと、認証用公開
データｆ（θ）とである。
は、ＸとＹの排他的論理和を表す。なお、公開情報は、
暗号化関数の暗号アルゴリズムと、鍵Ｋと、認証用公開
データｆ（θ）とである。
第３図は、上記演算を実行する一方向性関数演算装置20
の構成例である。一方向性関数演算装置20は、入力デー
タθを２方向に分流する分流装置21と、暗号鍵Ｋにより
入力データθを暗号化する慣用暗号装置22と、慣用暗号
装置22から出力されたデータＥ（K;θ）と入力データθ
との排他的論理和をとる排他的論理和演算装置23と、信
号路24、25、26、27、28、29とから構成される。
の構成例である。一方向性関数演算装置20は、入力デー
タθを２方向に分流する分流装置21と、暗号鍵Ｋにより
入力データθを暗号化する慣用暗号装置22と、慣用暗号
装置22から出力されたデータＥ（K;θ）と入力データθ
との排他的論理和をとる排他的論理和演算装置23と、信
号路24、25、26、27、28、29とから構成される。
信号路29からは、慣用暗号装置22への暗号鍵（ここで
は、暗号化用の鍵）Ｋを入力する。慣用暗号装置22は、
常に暗号化の処理を行う。入力データθは、信号路24か
ら入力する。入力データθは、分流装置21により、信号
路25と信号路26とに出力され、信号路27には、入力デー
タθが暗号化されたデータＥ（K;θ）が出力される。信
号路26と信号路27のデータは、排他的論理和演算装置23
により、排他的論理和の演算が行われ、信号路28に認証
用公開データｆ（θ）として出力される。
は、暗号化用の鍵）Ｋを入力する。慣用暗号装置22は、
常に暗号化の処理を行う。入力データθは、信号路24か
ら入力する。入力データθは、分流装置21により、信号
路25と信号路26とに出力され、信号路27には、入力デー
タθが暗号化されたデータＥ（K;θ）が出力される。信
号路26と信号路27のデータは、排他的論理和演算装置23
により、排他的論理和の演算が行われ、信号路28に認証
用公開データｆ（θ）として出力される。
以上が通信装置１の構成である。なお、送信側のノード
ｉは、通信装置１からRSA暗号パラメータ生成装置30を
除いた構成であり、受信側のノードｊは通信装置１と同
一の構成である。また、一方向性関数演算装置20の論理
的な仕様、すなわち、入力データと出力データの関係を
定めるためのすべての要素（暗号アルゴリズム、内部構
造、及び鍵の値など））は、ノードｉとノードｊで共通
であり、かつノードｉおよびノードｊでは公開してよ
い。
ｉは、通信装置１からRSA暗号パラメータ生成装置30を
除いた構成であり、受信側のノードｊは通信装置１と同
一の構成である。また、一方向性関数演算装置20の論理
的な仕様、すなわち、入力データと出力データの関係を
定めるためのすべての要素（暗号アルゴリズム、内部構
造、及び鍵の値など））は、ノードｉとノードｊで共通
であり、かつノードｉおよびノードｊでは公開してよ
い。
次に、この実施例の動作を説明する。
（１）手順１開始前の動作 受信側のノードｊでは、後述する手順１の開始前に、次
の処理を実行する。
の処理を実行する。
RSA暗号パラメータ生成装置30により、公開鍵PKjお
よび秘密鍵SKjを生成し、前記公開鍵PKjを公開し、秘密
鍵SKjを秘密に保持する。
よび秘密鍵SKjを生成し、前記公開鍵PKjを公開し、秘密
鍵SKjを秘密に保持する。
ノードｊの識別子NIDjを公開する。
RSA暗号装置10で使用する法の値Ｎを、記憶装置52
に保持する。法の値Ｎは、各ノードの公開情報であり、
一度設定すれば、任意の回数の秘密情報の通信手順に共
通に使用できる。
に保持する。法の値Ｎは、各ノードの公開情報であり、
一度設定すれば、任意の回数の秘密情報の通信手順に共
通に使用できる。
ノードｉの正当性を認証するための認証用公開デー
タｆ（Qij）を、ノードｉから得て記憶装置52に保持す
る。
タｆ（Qij）を、ノードｉから得て記憶装置52に保持す
る。
一方、送信側のノードｉは、次の処理を実行する。
ノードｊから、公開鍵PKjを得て記憶装置52に保持
する。
する。
ノードｊの識別子NIDjの値をノードｊから得て記憶
装置52に保持する。
装置52に保持する。
RSA暗号装置10で使用する法の値Ｎを、記憶装置52
に保持する。
に保持する。
ノードｊに対する認証用秘密データQijを設定す
る。
る。
ノードｉで生成または取得した秘密情報Ｓの値を、
記憶装置52に秘密に保存する。
記憶装置52に秘密に保存する。
（２）秘密情報通信 上記の準備が整った後、以下の手順１で秘密情報の通信
を行う。手順１は、ノードｉの秘密情報Ｓをノードｊに
送信する、秘密情報の通信手順の例である。通信手順
は、一つのノードが先に開始し、他のノードは、先に通
信手順を開始したノードからの電文（即ち、通信回線に
より通信される情報の単位）の受信により、通信手順を
開始する。
を行う。手順１は、ノードｉの秘密情報Ｓをノードｊに
送信する、秘密情報の通信手順の例である。通信手順
は、一つのノードが先に開始し、他のノードは、先に通
信手順を開始したノードからの電文（即ち、通信回線に
より通信される情報の単位）の受信により、通信手順を
開始する。
手順１において、一つのステップは、一つのノードに閉
じた動作を記述しているので、各ノードにおける装置の
番号は区別しない。各ステップは数字の順に実行する。
じた動作を記述しているので、各ノードにおける装置の
番号は区別しない。各ステップは数字の順に実行する。
なお、以下の説明中、記号 は、連結（二つの値をそのままの値で結合すること）を
表す。
表す。
（手順１） ステップ1:ノードｉは、ノードｊのRSA暗号装置10の暗
号化用の公開鍵PKjを用いて、自系のRSA暗号装置10によ
り、 を計算する。つまり、秘密情報Ｓと認証用秘密データQi
jとを連結したデータを暗号化し、暗号文A1を作成す
る。そして、暗号文A1を含む電文Ｃを、ノードｊに送信
する。
号化用の公開鍵PKjを用いて、自系のRSA暗号装置10によ
り、 を計算する。つまり、秘密情報Ｓと認証用秘密データQi
jとを連結したデータを暗号化し、暗号文A1を作成す
る。そして、暗号文A1を含む電文Ｃを、ノードｊに送信
する。
ステップ2:ノードｊは、電文Ｃを受信すると、RSA暗号
装置10により、 を計算し、秘密情報Ｓと認証用秘密データQijとを再現
する。さらに、この認証用秘密データQijを、一方向性
関数演算装置20に入力し、 A3＝ｆ（Qij）……（11） を計算する。そして、このデータA3が、手順１の開始以
前にノードｉから得て、ノードｊで所有している認証用
公開データｆ（Qij）と等しいことを確認することによ
り、秘密情報Ｓの値の正当性を認証する。正当性が認証
できたときには、秘密情報Ｓの値を記憶装置52に秘密に
保存する。また、（10）式で得られた認証用秘密データ
Qijは、認証の後に消去する。
装置10により、 を計算し、秘密情報Ｓと認証用秘密データQijとを再現
する。さらに、この認証用秘密データQijを、一方向性
関数演算装置20に入力し、 A3＝ｆ（Qij）……（11） を計算する。そして、このデータA3が、手順１の開始以
前にノードｉから得て、ノードｊで所有している認証用
公開データｆ（Qij）と等しいことを確認することによ
り、秘密情報Ｓの値の正当性を認証する。正当性が認証
できたときには、秘密情報Ｓの値を記憶装置52に秘密に
保存する。また、（10）式で得られた認証用秘密データ
Qijは、認証の後に消去する。
次に、ノードｊは、RSA暗号装置10により、 を計算し、データA4を含む電文Caをノードｉに送信す
る。ここで、NIDjはノードｊの識別子、TIMEjは電文Ca
の送信時刻を近似するデータである。
る。ここで、NIDjはノードｊの識別子、TIMEjは電文Ca
の送信時刻を近似するデータである。
ステップ3:ノードｉは、電文Caを受信すると、 を計算する。次に、ノードｉは、この時刻データTIMEj
の値の妥当性を、ノードｊからノードｉまでの通信時間
を考慮して検査し、且つ、既にノードｉの公開データと
して得ている識別子NIDjと上記データA5から得た識別子
NIDjの値が等しいことにより、秘密情報Ｓの値がノード
ｊで正常に受信されたことを確認する。
の値の妥当性を、ノードｊからノードｉまでの通信時間
を考慮して検査し、且つ、既にノードｉの公開データと
して得ている識別子NIDjと上記データA5から得た識別子
NIDjの値が等しいことにより、秘密情報Ｓの値がノード
ｊで正常に受信されたことを確認する。
（手順１終り） この手順１によれば、送信側ノードｉの計算は、（９）
式と（13）式に示すように、公開鍵PKjによる暗号化の
計算だけで済む。したがって、公開鍵PKjとして、暗号
化の計算量が小さくなる値を用いれば、送信側ノードｉ
の計算能力は小さくて済むこととなる。
式と（13）式に示すように、公開鍵PKjによる暗号化の
計算だけで済む。したがって、公開鍵PKjとして、暗号
化の計算量が小さくなる値を用いれば、送信側ノードｉ
の計算能力は小さくて済むこととなる。
なお、本発明は、上記実施例に限定されるものではな
く、次のような変形が考えられる。
く、次のような変形が考えられる。
上の実施例では、公開鍵暗号がRSA暗号の場合を述
べたが、Rabin暗号のような他の公開鍵暗号でも、同様
に実施できる。
べたが、Rabin暗号のような他の公開鍵暗号でも、同様
に実施できる。
上記実施例では、一方向性関数として、（８）式で
与えられるものを使用したが、これに限定されるもので
はない。例えば、次の形の一方向性関数を使用してもよ
い。
与えられるものを使用したが、これに限定されるもので
はない。例えば、次の形の一方向性関数を使用してもよ
い。
ｆ（θ）＝EXP（θ，α）（mod G）……（14） ただし、ｆ（θ）は認証用公開データ、θは認証用秘密
データで、θとαは整数である。また、Ｇは大きな素数
（例えば、100桁以上の10進数）で、０≦θ＜Ｇを満足
するものである。なお、αとＧは公開情報である。
データで、θとαは整数である。また、Ｇは大きな素数
（例えば、100桁以上の10進数）で、０≦θ＜Ｇを満足
するものである。なお、αとＧは公開情報である。
上記実施例の慣用暗号装置22は、DES暗号、FEAL暗
号のような慣用暗号の暗号アルゴリズムとは独立に構成
できるので、慣用暗号装置には、適度に安全な任意の慣
用暗号の暗号アルゴリズムを使用できる。ここで、慣用
暗号の暗号アルゴリズムに必要な安全性の度合は、対象
とする通信システムに依存する。
号のような慣用暗号の暗号アルゴリズムとは独立に構成
できるので、慣用暗号装置には、適度に安全な任意の慣
用暗号の暗号アルゴリズムを使用できる。ここで、慣用
暗号の暗号アルゴリズムに必要な安全性の度合は、対象
とする通信システムに依存する。
秘密情報の通信手順において、（９）式の秘密情報
Ｓや認証用秘密データQijに加えて、付加情報を連結す
ることにより、必要に応じて任意の付加情報を秘密情報
と共に転送できる。
Ｓや認証用秘密データQijに加えて、付加情報を連結す
ることにより、必要に応じて任意の付加情報を秘密情報
と共に転送できる。
通信装置１の内部の物理的構成は任意であり、通信
装置１内部の各個別の二つ以上の装置を統合することも
可能である。
装置１内部の各個別の二つ以上の装置を統合することも
可能である。
ある一つのノードがデータを記憶装置に秘密に保存
する場合の、「秘密」の確保手段（例えば、暗号化）は
任意であり、そのノード外への情報の漏洩が防止できれ
ばよい。
する場合の、「秘密」の確保手段（例えば、暗号化）は
任意であり、そのノード外への情報の漏洩が防止できれ
ばよい。
「発明の効果」 以上説明したように、本発明の秘密情報通信方式によれ
ば、秘密情報の受信側のノードでは、一方向性関数演算
装置により認証用秘密データから計算した認証用公開デ
ータが、公開情報から得た認証用公開データと一致する
か否かにより、秘密情報の正当性、すなわち、秘密情報
の送信側のノードの正当性、および秘密情報に改ざんの
ないことを、確認できる。
ば、秘密情報の受信側のノードでは、一方向性関数演算
装置により認証用秘密データから計算した認証用公開デ
ータが、公開情報から得た認証用公開データと一致する
か否かにより、秘密情報の正当性、すなわち、秘密情報
の送信側のノードの正当性、および秘密情報に改ざんの
ないことを、確認できる。
また、公開鍵暗号としてRSA暗号を用いる場合、RSA暗号
のパラメータ生成、およびRSA暗号の秘密鍵の保持は、
一方の通信装置のみが行えばよく、他方の通信装置は、
公開鍵による暗号化を行うだけで済むので、公開鍵とし
て、暗号化の計算量が小さくなる値、例えば小さな値
（３以上の10進数）を使用すれば、該他方の通信装置の
計算量を大幅に減らすことができる。したがって、セン
タと端末の秘密通信の場合におけるように、一方の通信
装置（センタ）の処理能力が大きく、他方の通信装置
（端末）の処理能力が小さい場合の通信システムにおけ
る秘密情報の通信への適用に、性能的に有効である。
のパラメータ生成、およびRSA暗号の秘密鍵の保持は、
一方の通信装置のみが行えばよく、他方の通信装置は、
公開鍵による暗号化を行うだけで済むので、公開鍵とし
て、暗号化の計算量が小さくなる値、例えば小さな値
（３以上の10進数）を使用すれば、該他方の通信装置の
計算量を大幅に減らすことができる。したがって、セン
タと端末の秘密通信の場合におけるように、一方の通信
装置（センタ）の処理能力が大きく、他方の通信装置
（端末）の処理能力が小さい場合の通信システムにおけ
る秘密情報の通信への適用に、性能的に有効である。
RSA暗号以外の公開鍵暗号（例えば、Rabin暗号）を用い
る場合も同様である。
る場合も同様である。
第１図は、この発明の一実施例による通信装置（ノー
ド）の一構成例を示すブロック図、第２図は、同実施例
のRSA暗号装置の一構成例を示すブロック図、第３図
は、同実施例の一方向性関数演算装置の一構成例を示す
ブロック図である。 １……通信装置、10……RSA暗号装置、12〜15,24〜29,4
1〜43……信号路、20……一方向性関数演算装置、21…
…分流装置、22……慣用暗号装置、23……排他的論理和
演算装置、30……RSA暗号パラメータ生成装置、51……
処理装置、52……記憶装置、53……回線制御装置、61…
…通信回線。θ,Qij……認証用秘密データ、ｆ（θ）,f
（Qij）……認証用公開データ。
ド）の一構成例を示すブロック図、第２図は、同実施例
のRSA暗号装置の一構成例を示すブロック図、第３図
は、同実施例の一方向性関数演算装置の一構成例を示す
ブロック図である。 １……通信装置、10……RSA暗号装置、12〜15,24〜29,4
1〜43……信号路、20……一方向性関数演算装置、21…
…分流装置、22……慣用暗号装置、23……排他的論理和
演算装置、30……RSA暗号パラメータ生成装置、51……
処理装置、52……記憶装置、53……回線制御装置、61…
…通信回線。θ,Qij……認証用秘密データ、ｆ（θ）,f
（Qij）……認証用公開データ。
Claims (2)
- 【請求項１】それぞれが公開鍵暗号装置と一方向性関数
演算装置とを有する、第１および第２の通信装置間で、
秘密情報の通信を行う秘密情報通信方式において、以下
の〜の各過程を有することを特徴とする秘密情報通
信方式。 第１の通信装置において、第２の通信装置が該第１
の通信装置の正当性を認証するための認証用秘密データ
を生成し、この認証用秘密データから一方向性関数演算
装置により認証用公開データを計算して公開する第１の
過程、 第２の通信装置において、第１の通信装置から送ら
れてきた前記認証用公開データを保持する第２の過程、 第１の通信装置が、秘密情報および認証用秘密デー
タを公開鍵暗号装置で暗号化して、その暗号文を第２の
通信装置に送信する第３の過程、 第２の通信装置が、受信した暗号文を公開鍵暗号装
置により復号化して、秘密情報および認証用秘密データ
を得、その認証用秘密データを一方向性関数演算装置に
入力して得られる出力データを、既に保持している第１
の通信装置の認証用公開データと比較して、一致すると
きには、第１の通信装置から送信された秘密情報である
ことを認証して秘密情報を得る第４の過程。 - 【請求項２】公開鍵暗号として、RSA暗号を用いること
を特徴とする特許請求の範囲第１項記載の秘密情報通信
方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP62007886A JPH07118709B2 (ja) | 1987-01-16 | 1987-01-16 | 秘密情報通信方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP62007886A JPH07118709B2 (ja) | 1987-01-16 | 1987-01-16 | 秘密情報通信方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS63176043A JPS63176043A (ja) | 1988-07-20 |
| JPH07118709B2 true JPH07118709B2 (ja) | 1995-12-18 |
Family
ID=11678077
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP62007886A Expired - Fee Related JPH07118709B2 (ja) | 1987-01-16 | 1987-01-16 | 秘密情報通信方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH07118709B2 (ja) |
Families Citing this family (6)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US5623547A (en) * | 1990-04-12 | 1997-04-22 | Jonhig Limited | Value transfer system |
| US5202921A (en) * | 1991-04-01 | 1993-04-13 | International Business Machines Corporation | Method and apparatus for authenticating users of a communication system to each other |
| JP2874341B2 (ja) * | 1991-04-10 | 1999-03-24 | モンデックス インターナショナル リミテッド | 金銭移転システム |
| DE4411449C1 (de) * | 1994-04-01 | 1995-03-16 | Daimler Benz Ag | Fahrzeugsicherungseinrichtung mit elektronischer Nutzungsberechtigungscodierung |
| DE4411451C1 (de) * | 1994-04-01 | 1995-05-04 | Daimler Benz Ag | Fahrzeugsicherungseinrichtung mit elektronischer Nutzungsberechtigungscodierung |
| JP5395449B2 (ja) * | 2009-01-28 | 2014-01-22 | 日本電信電話株式会社 | セキュリティシステム、情報記録装置、セキュリティ方法、及びプログラム |
-
1987
- 1987-01-16 JP JP62007886A patent/JPH07118709B2/ja not_active Expired - Fee Related
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPS63176043A (ja) | 1988-07-20 |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| LAPS | Cancellation because of no payment of annual fees |