DE19750779C1 - Verfahren zum Identifizieren von Verrätern proprietärer Daten - Google Patents

Verfahren zum Identifizieren von Verrätern proprietärer Daten

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Description

Die Erfindung bezieht sich auf ein Verfahren gemäß dem Oberbegriff des 1. Patentanspruchs.
In der modernen Informationstechnologie spielt es eine zunehmend bedeutendere Rolle, proprietäre Daten sicher an einen autorisierten Kundenkreis verteilen zu können. Beispiele hierfür sind digitales Pay-TV, Datenrundfunk, Datenverteilung mittels CD-Rom und gebührenpflichtige Online-Datenbanken.
Bei allen diesen oben genannten Medien wird die Information verschlüsselt verteilt. In der Regel haben mehrere autorisierte Personen die Möglichkeit, diese Informationen zu entschlüsseln. In der Praxis kommt es nun oft vor, daß diese proprietären Daten unberechtigterweise an Dritte weitergegeben werden. Mit den heute eingesetzten Systemen ist es nicht möglich, die Quelle dieser Weitergabe ausfindig zu machen.
Einen ersten Ansatz zur Behebung dieses Problems stellt der Artikel "Tracing Traitors" vom Chor, Fiat und Naor dar, der in den Proceedings zur CRYPTO '94 erschienen ist (Springer Heidelberg, Lecture Notes in Computer Science 839). In diesem Artikel wird ein probabilistisches Verfahren zur Konstruktion eines sogenannten "Traitor Tracing"- Schemas vorgestellt, mit dem ein "Verräter" selbst dann gefunden werden kann, wenn er mit bis zu k-1 anderen Verrätern kooperiert (diese Eigenschaft wird dort k-resilient genannt).
Probabilistisch bedeutet hier, daß praktisch alle Werte in diesem Schema zufällig gewählt werden. Dies bedeutet einen Nachteil in dem Fall, daß die Ergebnisse dieses Schemas in einem Gerichtsverfahren gegen eine Person verwendet werden sollen, die proprietäre Informationen unberechtigterweise weiterverteilt hat. Ein technisches Gutachten, das auf Wahrscheinlichkeiten beruht, hat wenig Aussicht, als Beweismittel anerkannt zu werden.
Ein Kernpunkt des in diesem Artikel beschriebenen Schemas besteht darin, daß der Sitzungsschlüssel S. mit dem die Daten verschlüsselt werden, in t Teilschlüssel s1, ..., st aufgeteilt wird. Nur mit Kenntnis aller t Teile kann man den Sitzungsschlüssel S wieder rekonstruieren.
Jeder dieser Teilschlüssel s1, ..., st wird dann mit jedem Verschlüsselungsschlüssel aus einer Menge von Verschlüsselungsschlüsseln PK verschlüsselt, und die Gesamtheit dieser Kryptogramme den Daten als sogenannter "Zugangsblock" vorgestellt. Jeder berechtigte Teilnehmer U erhält eine Teilmenge der Verschlüsselungsschlüssel PK(U)⊆PK, die ihn befähigt, alle Teilschlüssel s1, ..., st zu berechnen.
Diese Teilmengen PK(U) von Verschlüsselungsschlüssel haben die Eigenschaft, daß keine Vereinigung von bis zu k dieser Teilmengen eine andere vollständig enthält. Dies ist eine notwendige Voraussetzung für die Eigenschaft der k-Resilienz.
Die Aufgabe besteht darin, ein Verfahren zur Identifizierung von Verrätern proprietärer Daten zu entwickeln, welches eine zweifelsfreie Identifizierung mindestens eines Verräters U (das heißt eines berechtigten Teilnehmers U, der einen seiner Teilschlüssel unberechtigt an eine dritte Person weitergegeben hat) ermöglicht und welches damit als eindeutiges Beweismittel einem Gerichtsverfahren standhält.
Diese Aufgabe wird erfindungsgemäß durch die kennzeichnenden Merkmale des 1. Patentanspruchs gelöst.
Vorteilhafte Weiterbildungen des erfindungsgemäßen Verfahrens ergeben sich aus den Unteransprüchen.
Das erfindungsgemäße Verfahren basiert wie die oben beschriebene bekannte Verfahrensweise ebenfalls darauf, daß die zu verschlüsselnden Daten mit einem Sitzungsschlüssel S verschlüsselt werden. Der Sitzungsschlüssel S wird in t Teilschlüssel s1, ... st aufgeteilt, die alle zur Rekonstruktion des Sitzungsschlüssels S benötigt werden. Jeder Teilschlüssel s1, ... st wird mit jedem Verschlüsselungsschlüssel PK aus der Menge der Verschlüsselungsschlüssel PK verschlüsselt. Die Gesamtheit dieser Kryptogramme wird den zu verschlüsselnden Daten als Zugangsblock vorangestellt.
Das erfindungsgemäße Verfahren beinhaltet ein Suchschema, welches sich durch seine deterministische Konstruktion von dem Suchschema des oben beschriebenen Verfahrens unterscheidet.
Erfindungsgemäß erfolgt die Zuweisung der Verschlüsselungsschlüssel PK an die berechtigten Teilnehmer U nach geometrischen Strukturen und Methoden der endlichen Geometrie. Jeder berechtigte Teilnehmer U bekommt eine Teilmenge der Verschlüsselungsschlüssel PK(U) zugeordnet, welche es ihm erlaubt, jeweils einen der Teilschlüssel si für i = 1, ... t und damit auch den Sitzungsschlüssel S zu rekonstruieren. Auf Grund der nach geometrischen Strukturen und Methoden der endlichen Geometrie erfolgten Zuweisung der Verschlüsselungsschlüssel ist gewährleistet, daß je k berechtigte Teilnehmer mit jedem anderen berechtigten Teilnehmer insgesamt höchstens
Verschlüsselungsschlüssel gemeinsam haben. Damit ist die zur Identifizierung eines Verräters U notwendige Eigenschaft der k-Resilienz gewährleistet. Mit Hilfe eines Verrätersuchalgorithmus kann nun mindestens ein Verräter U zweifelsfrei identifiziert werden.
Im folgenden wird das erfindungsgemäße Verfahren anhand eines Ausführungsbeispiels näher erläutert, wobei die verwendete Struktur der endlichen Geometrie als endlicher affiner Raum AG ausgebildet ist. Die hier verwendeten geometrischen Begriffe können nachgelesen werden in A. Beutelspacher, U. Rosenbaum, Projektive Geometrie, Vieweg Verlag, Wiesbaden 1992.
Es zeigt:
Fig. 1 Suchschema im endlichen affinen Raum AG(2, 3) mit s = 1,
Fig. 2 Verbindungsgeraden zwischen einem Verräter U und einem unschuldigen berechtigten Teilnehmer U,
Fig. 3 Aufbau eines Verräter Suchschemas im endlichen projektiven Raum PG(3, q).
Erfindungsgemäß werden die berechtigten Teilnehmer U jeweils als Punkt in einer endlichen affinen Ebene dargestellt. Eine endliche affine Ebene kann man sich dabei als eine euklidische (d. h. "normale") Ebene vorstellen, die aber nur endlich viele Punkte enthält.
Eine solche endliche affine Ebene wird auch mit AG(2, q) bezeichnet, wobei die Zahl 2 die Dimension einer Ebene ist, und der Parameter q die Anzahl der Punkte angibt, die auf einer Geraden in der Ebene liegen. Insgesamt enthält die Ebene q2 Punkte. Solche Ebenen können als 2-dimensionaler Vektorraum über dem endlichen Körper GF(q) konstruiert werden, d. h., sie existieren für alle Primzahlpotenzen q.
In der endlichen affinen Ebene AG(2, q) gibt es wie in der normalen euklidischen Ebene, parallele Geraden. Die Menge aller Geraden, die zu einer gegebenen Gerade parallel sind, wird als Parallelenschaar bezeichnet. Jede Parallelenschaar der endlichen affinen Ebene AG(2, q) enthält q Geraden.
Um ein k-resilientes Verfahren zu erhalten, wird der Sitzungsschlüssel (S) in t = k2 + 1 Teilschlüssel s1, ... st aufgeteilt. Nun werden k2 + 1 Parallelenschaaren ausgewählt. Jeder der q(k2 + 1) Geraden in diesen Parallelenschaaren wird ein Verschlüsselungsschlüssel aus PK zugeordnet, und der Teilschlüssel si wird jeweils mit allen Verschlüsselungsschlüsseln, die zur i-ten Parallelenschaar gehören, verschlüsselt. Jeder berechtigte Teilnehmer U erhält genau diejenigen Verschlüsselungsschlüssel, die zu Geraden gehören, die durch seinen Punkt gehen.
In Fig. 1 ist die Situation für k = 1 und q = 3 dargestellt. Der berechtigte Teilnehmer 1 erhält hier die Verschlüsselungsschlüssel k1 und k4, da die beiden Geraden, die diesen Verschlüsselungsschlüsseln zugeordnet sind, durch seinen Punkt gehen. Hier kann man auch schon sehen, daß das Schema nach Fig. 1-resilient ist, denn der berechtigte Teilnehmer U hat mit jedem anderen berechtigten Teilnehmer U höchstens einen Verschlüsselungsschlüssel ki gemeinsam, seine Menge von Verschlüsselungsschlüsseln überdeckt also keine andere Menge von Verschlüsselungsschlüsseln. Wäre der berechtigte Teilnehmer U ein Verräter, so müßte er seine beiden Verschlüsselungsschlüssel k1 und k4 in einen Piratendekoder einbringen, um nichtautorisierten Personen ein Entschlüsseln zu ermöglichen. Der Systembetreiber kann nun aus den im Piratendekoder vorhandenen Verschlüsselungsschlüsseln k1 und k4 eindeutig nachweisen, daß der berechtigte Teilnehmer U seine Verschlüsselungsschlüssel k1 und k4 einer unberechtigten Person zur Manipulation zur Verfügung gestellt hat und damit zum Verräter U wurde.
Das erfindungsgemäße Verfahren eignet sich bei geeigneter Wahl der Parameter k und q auch zum Nachweis der unberechtigten Weitergabe von Verschlüsselungsschlüsseln durch höchstens k berechtigte Teilnehmer, also zum Nachweis eines Verräters in einer Koalition von höchstens k Verrätern.
  • - Mindestens einer der Verräter U muß mindestens k + 1 Verschlüsselungsschlüssel spendieren, damit eine vollständige Menge von k2 + 1 Verschlüsselungsschlüssel für den Piratendekoder zusammenkommen. (Taubenschlagprinzip: Verteilt man k2 + 1 Tauben auf nur k Schläge, so müssen in mindestens einem Schlag mindestens k + 1 Tauben sitzen.)
    Jeder Verräter U kennt von jedem unschuldigen berechtigten Teilnehmer U höchstens einen Verschlüsselungsschlüssel, da er höchstens den Verschlüsselungsschlüssel kennen kann, der auf der Verbindungsgeraden zwischen dem Punkt des unschuldigen berechtigten Teilnehmers U und dem Punkt des Verräters U liegt. Es gibt in affinen Ebenen genau k solcher Verbindungsgeraden, und nicht alle müssen zu einer der ausgewählten Parallelenschaaren gehören (vgl. Fig. 2).
Man kann die Parameter (Anzahl der Verschlüsselungsschlüssel, Länge des Zugangsblocks) der vorliegenden Erfindung dadurch verbessern, daß man die Konstruktion auf endliche affine Räume AG (d, q) höherer Dimension d (endlicher projektiver Raum PG) überträgt. Mit der Konstruktion wird im endlichen projektiven Raum PG (d, q) mit den gleichen Parametern begonnen. In diesem Raum wird eine Hyperebene H, d. h. ein Unterraum der Dimension d-1, gezeichnet. Diese spezielle Hyperebene wird später entfernt, wodurch sich aus dem endlichen projektiven Raum PG(d, q) der endliche affine Raum AG(d, q) ergibt.
In der Hyperebene H wird eine Menge von (d-1) k2 + 1 Unterräumen der Dimension d-2 ausgewählt, die die Eigenschaft besitzen, daß sich höchstens d-1 dieser Unterräume in einem gemeinsamen Punkt der Hyperebene H schneiden. Die Menge dieser Unterräume wird mit E bezeichnet.
E kann konstruiert werden, indem eine rationale Normkurve in der zur Hyperebene H dualen Hyperebene H betrachtet wird. Man erhält H aus H (und umgekehrt), wenn man die Punkte von H als Hyperebenen (Dimension d-2) von H auffaßt, die Geraden von H als Unterräume der Dimension d-3, usw. Eine rationale Normkurve R von H kann in homogenen Koordinaten als
R = {(1, t, t2, ..., td-1)|t ∈ GF(q)} ∪ {0, 0, 0, ..., 0,1}
angegeben werden. Die Punkte von R haben in H die Eigenschaft, daß höchstens d-1 von ihnen in einer gemeinsamen Hyperebene (von H) liegen. Beim Übergang zur Hyperebene H, also zum dualen Raum, werden die Punkte von R zu Hyperebenen einer Menge R, die die Eigenschaften haben, daß sich höchstens d-1 dieser Hyperebenen in einem gemeinsamen Punkt schneiden. Die Menge E erhält man, indem (d-1) k2 + 1 Elemente aus R ausgewählt werden.
Jedem berechtigten Teilnehmer U wird nun ein Punkt in im endlichen projektiven Raum PG(d, q) zugeordnet, der nicht in der Hyperebene H liegt (diese Punkte liegen nach Entfernen der Hyperebene H alle im endlichen affinen Raum AG(d, q). Jeder Hyperebene H' im endlichen projektiven Raum PG(d, q), die die Hyperebene H in einem Element der Menge E schneidet, wird ein Verschlüsselungsschlüssel zugeordnet. Jeder berechtigte Teilnehmer U erhält genau dann einen Verschlüsselungsschlüssel, wenn die zugehörige Hyperebene H' durch seinen Punkt geht.
In Fig. 3 ist diese Konstruktion für Dimension 3 abgebildet.
Ein Verräter U kennt genau dann mindestens einen Verschlüsselungsschlüssel eines unschuldigen berechtigten Teilnehmers U, wenn die Verbindungsgerade durch die beiden Punkte die Menge E schneidet. Wieviele Verschlüsselungsschlüssel der Verräter U kennt, wird dadurch bestimmt, wieviele Elemente der Menge E die Verbindungsgerade triff. Maximal können dies d-1 sein, da sich höchstens d-1 Elemente von E im Schnittpunkt der Verbindungsgerade mit H schneiden können.
Bei k Verrätern U bedeutet dies, daß alle zusammen höchstens k (d-1) Verschlüsselungsschlüssel eines unschuldigen berechtigten Teilnehmers U kennen können. Nach dem Taubenschlagprinzip muß aber mindestens einer der Verräter U k (d-1) + 1 Verschlüsselungsschlüssel einbringen. Auf diese Weise ist sichergestellt, daß beim Auslesen des Piratendekoders immer ein Verräter U zweifelsfrei identifiziert werden kann.
Bezugszeichenliste
qPrimzahlpotenz
Uberechtigter Teilnehmer
U
Verräter
kAnzahl der maximal möglichen Verräter
AG(d, q)endlicher affiner Raum der Dimension d und der Ordnung q
GF(q)endlicher Körper mit q Elementen
PG(d, q)endlicher projektiver Raum der Dimension d
undder Ordnung q
HHyperebene von PG(d, q)
H
Zu H duale Hyperebene
H'Hyperebene von PG(d, q), die durch den Punkt des berechtigten Teilnehmers geht und H in einem Element von E schneidet
EMenge von Unterräumen, von denen sich höchstens d-1 in einem gemeinsamen Punkt von H schneiden
R
rationale Normkurve von H
SSitzungsschlüssel
s1
, ..., st
Teilschlüssel des Sitzungsschlüssels
PKMenge der Verschlüsselungsschlüssel
PK(U)Menge der Verschlüsselungsschlüssel, die einem berechtigten Teilnehmer zugeordnet sind.

Claims (5)

1. Verfahren zum Identifizieren von Verrätern proprietärer Daten für Koalitionen von bis zu k Verrätern, bei dem die proprietären Daten mit einem Sitzungsschlüssel S verschlüsselt werden und der Sitzungsschlüssel S in Teilschlüssel s1, ... st aufgeteilt wird, die alle zur Rekonstruktion des Sitzungsschlüssels S benötigt werden, und bei dem jeder Teilschlüssel si mit jedem Verschlüsselungsschlüssel aus der Menge der Verschlüsselungsschlüssel PK verschlüsselt wird, und die Gesamtheit dieser Kryptogramme den Daten als Zugangsblock vorangestellt werden, dadurch gekennzeichnet, daß die Zuweisung der Verschlüsselungsschlüssel an die berechtigten Teilnehmer nach geometrischen Strukturen und Methoden der endlichen Geometrie vorgenommen wird, wobei jeder berechtigte Teilnehmer (U) eine Teilmenge der Verschlüsselungsschlüssel PK(U) zugeordnet bekommt, die es ihm erlaubt, jeweils einen der Teilschlüssel si für i = 1, .., t des Sitzungsschlüssels (S) und damit auch den Sitzungsschlüssel (S) selber zu rekonstruieren, wobei auf Grund der nach geometrischen Strukturen und Methoden der endlichen Geometrie erfolgten Zuweisung der Verschlüsselungsschlüssel gewährleistet ist, daß die zur Identifizierung eines Verräters (U) notwendige Eigenschaft der k-Resilienz gewährleistet ist, und daß mit Hilfe eines Verrätersuchalgorithmus mindestens ein Verräter (U) zweifelsfrei identifiziert werden kann.
2. Verfahren nach Anspruch 1, dadurch gekennzeichnet, daß die Struktur aus der endlichen Geometrie ein endlicher affiner Raum (AG(d, q)) der Dimension d und der Ordnung q bzw. ein endlicher projektiver Raum (PG(d, q)) der Dimension d und der Ordnung q ist.
3. Verfahren nach Anspruch 1 und 2, dadurch gekennzeichnet, daß
  • 1. eine Hyperebene H im endlichen projektiven Raum (PG(d, q)) ausgezeichnet wird,
  • 2. jedem berechtigten Teilnehmer (U) ein Punkt im endlichen projektiven Raum (PG(d, q)) zugewiesen wird, der nicht in der Hyperebene (H) liegt,
  • 3. daß mit Hilfe einer rationalen Normkurve in der zur Hyperebene H dualen Hyperebene H, eine Menge E von (d-1)k2 + 1 Unterräumen der Dimension d-2 konstruiert wird, so daß sich höchstens d-1 dieser Unterräume in einem gemeinsamen Punkt schneiden,
  • 4. daß jeder Hyperebene (H') im endlichen projektiven Raum (PG(d, q)), die die Hyperebe H in einem Element der Menge E schneidet, ein Verschlüsselungsschlüssel zugeordnet wird,
  • 5. daß ein berechtigter Teilnehmer (U) einen Verschlüsselungsschlüssel genau dann erhält, wenn die zugehörige Hyperebene H durch den ihm zugeordneten Punkt geht,
  • 6. daß für jeden berechtigten Teilnehmer (U) die Schnittmenge der Verschlüsselungsschlüssel PK(U), die einem berechtigten Teilnehmer zugeordnet sind, mit der von den Verrätern verteilten Schlüsselmenge PK(U) gebildet wird, wodurch mindestens einer der Verräter dadurch identifiziert wird, daß PK(U) ∩ (PK(U)) mindestens k . (d-1) + 1 Schlüssel enthält.
4. Verfahren nach Anspruch 1-3, dadurch gekennzeichnet, daß der Sitzungsschlüssel (S) mittels eines r,t-Threshold-Verfahrens in Teilschlüssel s1 .. st aufgeteilt wird, wobei der Sitzungsschlüssel (S) aus einem der Teilschlüssel s1 .. st rekonstruierbar ist.
5. Verfahren nach Anspruch 1-4, dadurch gekennzeichnet, daß jeder Teilschlüssel si für i = 1, ..., t des Sitzungsschlüssels (S) mit jedem Verschlüsselungsschlüssel PK aus einer von i abhängigen Teilmenge PK(i) der Menge der Verschlüsselungsschlüssel PK verschlüsselt wird und die Gesamtheit dieser Kryptogramme den zu verschlüsselnden Daten als Zugangsblock vorangestellt wird.
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