DE60207691T2

DE60207691T2 - Verfahren zur prüfbaren teilung eines geheimnisses in potentiell asynchronen netzwerken

Info

Publication number: DE60207691T2
Application number: DE60207691T
Authority: DE
Inventors: Christian Cachin; Klaus Kursawe; Anna Lysyanskaya; Reto Strobl
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 2001-03-16
Filing date: 2002-02-15
Publication date: 2006-07-06
Anticipated expiration: 2022-02-16
Also published as: EP1368928B1; DE60207691D1; JP3910538B2; US20040139146A1; EP1368928A1; JP2004525466A; KR20030085002A; KR100570133B1; WO2002087145A1; US7389416B2

Description

TECHNISCHES GEBIET
Die vorliegende Erfindung betrifft ein Netzwerk, dessen Prozessorknoten in einer asynchronen Weise Informationen austauschen, und insbesondere ein Verfahren zur Teilung eines geheimen Wertes unter den Knoten in einer Weise, dass ein ausreichend großer Teil der Knoten den geheimen Wert rekonstruieren kann, während ein kleinerer Teil ihn nicht beeinträchtigen kann, selbst nicht in Gegenwart unerkannter feindlicher Knoten.
HINTERGRUND DER ERFINDUNG
Schemata zur Geheimnisteilung gewährleisten die Geheimhaltung und schützen die Integrität von Informationen durch die Verteilung der Information auf n verschiedene Orte. Die Information kann nur wiederhergestellt werden, wenn man Zugang zu einer bestimmten Mindestanzahl von Orten hat. Speziell in einem (k, n)-Schwellenwertschema können k Orte zusammen die geheime Information rekonstruieren, wohingegen k – 1 Orte keinerlei Information über das Geheimnis erhalten können.
In der Veröffentlichung „Proactive secret sharing or: How to cope with perpetual leakage" von H. Krawczyk et al. in Crypto '95, S. 339–352, Santa Barbara, 1995, wird ein synchrones proaktives Schema zur Geheimnisteilung vorgestellt. Darin wird die Lebensdauer des Systems lediglich in Kurzzeiträume unterteilt, sodass die Annahme plausibel ist, dass ein Angreifer während eines Zeitraums nicht in mehr als k – 1 Orte eindringen kann. Außerdem wird davon ausgegangen, dass es sich um einen temporären Angreifer handelt, d.h. befallene Server können ermittelt und neu gestartet werden, sodass der Angreifer die Kontrolle verliert, den letzten Zustand des Servers jedoch speichert. Zu Beginn jedes Zeitraums wird das System aktualisiert, sodass die Information, die ein Angreifer in einem vorangegangenen Zeitraum erlangt hat, veraltet ist. Zur Aktualisierung des Systems gehört die Erzeugung einer neuen Teilung des alten Geheimnisses nach dem Zufallsprinzip.
Von Ran Canetti und Tal Rabin wurde in der Veröffentlichung „Fast asynchronous Byzantine agreement with optimal resilience", in STOC 93, S. 42–51, New York, 1993, ein asynchrones System zur prüfbaren Teilung von Geheimnissen vorgeschlagen, das auf den Ideen von Feldman und Micali, dargelegt in „An Optimal Probabilistic Protocol for Synchronous Byzantine Agreement", in STOC 88, S. 148–161, New York, 1988, beruht. Das Schema verwendet zur Verschlüsselung keinen öffentlichen Schlüssel, die Nachrichten des Schemas weisen jedoch eine sehr hohe Komplexität auf.
Der Artikel „Fair Public-Key Cryptosystems" von Silvio Micali in Advances in Cryptology – Crypto, Santa Barbara, 16.–20. August 1992, Proceedings of the Annual International Cryptology Conference, Springer-Verlag Berlin, Konferenzband 12, 16. August 1992, S. 113–138, XP000470380 ISBN: 3-540-57340-2, beschreibt ein Verfahren zum Aufbau von Public-Key-Verschlüsselungssystemen, in denen sich der zugehörige private Schlüssel zum Entschlüsseln nicht bei einer Regierungsbehörde für nationale Interessen befindet, sondern stattdessen Teile des privaten Schlüssels jeweils einem Betreffenden einer Gruppe von Bevollmächtigten zugeteilt sind, von diesen vertraulich behandelt und nur unter bestimmten Umständen an vertraglich vereinbarte Parteien/Behörden herausgegeben werden, z.B. aufgrund einer durch ein zuständiges Gericht erteilten Anweisung. Der Artikel beschreibt die Möglichkeit, dass zur Wiederherstellung des privaten Codes die kombinierten Anteile nur eines Teils der Gesamtzahl von Bevollmächtigten erforderlich sind, anstelle aller Anteile von allen Bevollmächtigten. Ebenso wird beschrieben, dass es möglich ist, die Anteile durch die Bevollmächtigten mittels eines Überprüfers, der vom Verteiler der Anteile bereitgestellt wird, überprüft werden können.
Mit der vorliegenden Erfindung soll ein Schema zur prüfbaren Teilung eines Geheimnisses für ein potentiell asynchrones Netzwerk geschaffen werden, wobei das Schema maximal t defekte Vorrichtungen, Prozessoren oder Parteien tolerieren kann. Potentiell asynchrones Netzwerk bedeutet in diesem Sinne, dass das Netzwerk je nach den Umständen und den gegebenen Voraussetzungen im synchronen oder asynchronen Modus arbeiten kann.
Außerdem soll die vorliegende Erfindung ein zwischen n Prozessoren oder Parteien einsetzbares Verfahren bereitstellen, bei dem höchstens t < n/3 Prozessoren defekt sind, des Weiteren die Teilung in konstanter Zeit erreicht werden kann und die Anzahl ausgetauschter Nachrichten in der Größenordnung von n² liegt.
Glossar
Die folgenden informellen Definitionen sollen zum Verständnis der Beschreibung beitragen.
Beim asynchronen prüfbaren Teilen eines Geheimnisses (Asynchronous Verifiable Secret Sharing, AVSS) wird ein geheimer Wert x durch einen Vermittler oder Verteiler unter n Parteien P₁, ..., P_n geteilt, sodass jede Koalition von k – 1 Parteien x nicht beeinträchtigen, wohingegen jede Koalition von k oder mehr Parteien x mit Erfolg zusammensetzen kann. Dies wird auch als (k, n)-Teilung bezeichnet, womit angedeutet wird, dass von n Parteien k Parteien zur Wiederherstellung des geheimen Wertes x erforderlich sind.
Gruppe: Eine Gruppe im kryptografischen Sinn ist ein algebraisches System (G, *), das aus einer Menge von Elementen oder Zahlen sowie aus einer Gruppenoperation (*) mit einigen festgelegten Eigenschaften besteht, wobei (*) assoziativen Charakter trägt und ein neutrales Element aufweist, und wobei jedes Element in G ein inverses Element besitzt. Das Symbol (*) ist willkürlich gewählt. Tatsächlich wird die Operation der meisten Gruppen entweder mit + oder • gekennzeichnet und derartige Gruppen werden als additive bzw. multiplikative Gruppen bezeichnet.
Zum Beispiel besteht für jede positive ganze Zahl q eine Menge Z_q aus den Integerwerten 0, ..., q – 1 und bildet durch die Additionsoperation von Modulo q eine Gruppe. Außerdem bildet die Teilmenge von Z_q, die aus den zu a relativen Primzahlen besteht, durch Multiplikation von Modulo q eine Gruppe und wird mit Z_q* bezeichnet. Wenn im Speziellen p eine Primzahl ist, besteht Z_q* aus {1, ..., p – 1} und ist eine Gruppe mit p – 1 Elementen.
Hash-Funktion: Eine Hash-Funktion ist eine berechnungstechnisch effiziente Funktion für die Abbildung von Binärzeichenfolgen willkürlicher Länge auf Binärzeichenfolgen einer festen Länge.
Hybride Ausfälle
Das Verfahren zum Erreichen einer Byzantinischen Übereinkunft (Byzantine Agreement) kann unterscheiden zwischen verschiedenen Arten, auf die ein Netzwerk ausfallen kann. Zu diesen gehören: Byzantinische Fehler (Byzantine Failures, BF): Beim Auftreten eines byzantinischen Fehlers übernimmt der Angreifer die volle Kontrolle über die jeweilige Maschine. Alle Geheimnisse auf dieser Maschine werden an den Angreifer übergeben, der jetzt ihr gesamtes Verhalten steuert.
Absturzfehler (Crash Failures, CF): Ein Absturzfehler bedeutet, dass die jeweilige Maschine die Ausführung von Prozessen abbricht. Dies kann jederzeit geschehen, d.h. selbst während eines Broadcasts oder während eine Nachricht gesendet wird. Es wird angenommen, dass es keinen Mechanismus gibt, mit dessen Hilfe andere Parteien einen derartigen Absturz zuverlässig erkennen können.
Verbindungsfehler (Link Failures, LF): Ein Verbindungsfehler tritt auf, wenn nicht eine Partei, sondern eine der Verbindungen zwischen den Parteien defekt ist. Da die Verbindung keinen Zugriff auf die Authentifizierungsschlüssel hat, kann sie auf einfache Weise daran gehindert werden, Nachrichten zu verändern oder einzufügen. Eine defekte Verbindung kann jedoch dazu führen, dass Nachrichten gelöscht oder Verbindungen zwischen zwei Parteien vollständig unterbrochen werden.
Angreiferstruktur
Eine Angreiferstruktur T ist eine Menge von Gruppen (Koalitionen) von Parteien, deren Beschädigung das System tolerieren sollte. Dies verallgemeinert ein Schwellenwertschema, sodass es flexibler wird und sich an die Umgebungsstrukturen anpasst.
ÜBERBLICK ÜBER DIE ERFINDUNG UND IHRE VORTEILE
Gemäß der vorliegenden Erfindung wird ein auf Maschinen implementierbares Verfahren bereitgestellt zur Teilung eines geheimen Wertes x unter n teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen über ein asynchrones Netzwerk mit privaten Verbindungen (Links), d.h. die Kommunikation zwischen vertrauenswürdigen Teilnehmern kann von einem Angreifer nicht gelesen werden. Die n teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen umfassen t defekte Vorrichtungen und k Untervorrichtungen, die den geheimen Wert x rekonstruieren können, wobei t < n/3 und k < n ist. Der geheime Wert x wird durch einen Verteiler bereitgestellt. Das Verfahren umfasst das Ableiten von Anteilswerten s_i und Unteranteilswerten s_ij des geheimen Wertes x durch den Verteiler mittels Anwendung eines linearen Geheimnisteilungsschemas und das Ableiten von Prüfwerten
die für die Prüfung der Gültigkeit der Anteilswerte s_i und der Unteranteilswerte s_ij verwendbar sind; das Senden einer Anteilsnachricht an jede teilnehmende Netzwerkvorrichtung, wobei die Anteilsnachricht die Unteranteilswerte s_Ais_iA, s_Bis_iB, s_Cis_iC umfasst; das Senden einer Broadcast-Prüfnachricht, welche die Prüfwerte
umfasst; das Empfangen der Prüfnachricht mit den Prüfwerten
durch mindestens l teilnehmende Netzwerkvorrichtungen, wobei n – t ≥ l ≥ 2t + 1 ist, und das Durchführen der folgenden Schritte 1)–4) für jede Empfängervorrichtung im Netzwerk:

1) bei Empfang einer Anteilsnachricht mit den Unteranteilswerten s_ij das Bestimmen der Gültigkeit der Unteranteilswerte s_ij in Abhängigkeit von den Prüfwerten
und
2) bei einem positiven Ergebnis der Bestimmung das Senden einer Broadcast-Einverständnisnachricht, die den Einverständniswert Y umfasst;
3) das Empfangen von l Einverständnisnachrichten, welche die Einverständniswerte Y_A, Y_B, Y_C umfassen;
4) bei Empfang von l Einverständnisnachrichten das Erhalten des Anteilswerts s_i entweder aus der vom Verteiler D gesendeten Anteilsnachricht oder aus den Unteranteilswerten s_ij, die von den teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen empfangen wurden, und das Bestimmen der Gültigkeit der Unteranteilswerte s_ij in Abhängigkeit von den Prüfwerten
.

In einem zweiten Aspekt der vorliegenden Erfindung wird ein auf Maschinen implementierbares Verfahren bereitgestellt zur Teilung eines geheimen Wertes x unter n teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen A, B, C über ein asynchrones Netzwerk, wobei die n teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen A, B und C t defekte Vorrichtungen umfassen und k Untervorrichtungen, die den geheimen Wert x rekonstruieren können, wobei t < n/3 und k ≤ n – t ist und der geheime Wert x durch einen Verteiler D bereitgestellt wird. Dieses Verfahren wird ohne Broadcast durchgeführt.
Das Verfahren hat sich als effizient herausgestellt sowie als nahezu optimal in dem Sinne, dass es eine maximale Anzahl beschädigter Parteien verkraftet. Außerdem ist es in asynchronen Umgebungen verwendbar und toleriert byzantinische Fehler.
Wenn bereits bestimmte geheime Werte x geteilt sind, kann das Verfahren zur Teilung eines geheimen Wertes y mit dem Inhalt 0 eingesetzt werden. Anhand der Prüfwerte kann bestätigt werden, dass der Wert von y tatsächlich 0 ist.
Durch Addieren der Anteilswerte y_i von 0 zu Anteilswerten x_i von x teilen sich die neuen Anteilswerte y_i + x_i das Geheimnis x + 0, d.h. x.
Hierdurch werden neue Anteilswerte desselben geheimen Wertes generiert, die verwendet werden können, um die alten Anteile nutzlos zu machen, die zum Angreifer durchgesickert sein könnten.
Es ist vorteilhaft möglich, das Verfahren in einer Weise zu modifizieren, dass jede teilnehmende Netzwerkvorrichtung mit dem Index i alle ihre Unteranteilswerte s_il bis s_in und s_li bis s_ni ableiten kann. Somit ist es leicht möglich, auf effiziente Weise eine weitere Netzwerkvorrichtung in eine Gruppe von sich den geheimen Wert x teilenden Netzwerkvorrichtungen zu integrieren, indem aus den bekannten Unteranteilswerten s_il bis s_in die entsprechenden Unteranteilswerte
rekonstruiert werden.
Die Unteranteilswerte s_ij und zusätzliche Prüfwerte können an jede teilnehmende Netzwerkvorrichtung gesendet werden und bei Empfang einer ausreichenden Anzahl von zusätzlichen Prüfwerten können die Prüfwerte
entsprechend den empfangenen zusätzlichen Prüfwerten modifiziert werden. Dies hat den Vorteil, dass das das für die Broadcast-Sendung der Prüfnachricht verwendete Broadcast-Grundelement vereinfacht werden kann, was eine geringere Netzkommunikation zur Folge hat.
Wenn der Schritt des Erhaltens des Anteilswerts s_i aus den Unteranteilswerten s_ij, die von den teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen empfangen werden, des Weiteren die Broadcast-Sendung einer Beschwerdenachricht und das Empfangen der als Folge der Beschwerdenachricht gesendeten Unteranteilswerte s_ij umfasst, hat dies den Vorteil, dass der Datenaustausch im Netz reduziert werden kann, sofern der Verteiler vertrauenswürdig ist, was normalerweise zutrifft.
Die Prüfwerte
können abgeleitet werden durch Auswählen einer allgemeinen Zahl g aus einer dem linearen Schema zur Geheimnisteilung entsprechenden kryptografischen Gruppe G und Ableiten der Prüfwerte
durch Erheben der ausgewählten allgemeinen Zahl g zur Potenz einer linearen Funktion f des Anteilswerts s_i. Hierdurch kann ein einfaches kryptografisches Grundelement zur Generierung der Prüfwerte
verwendet werden.
Die Prüfwerte
können mittels einer Hash-Funktion abgeleitet werden. Dies führt zu kleineren Prüfwerten
und somit müssen weniger Daten über das Netz übertragen werden.
Es können mehrere geheime Werte gleichzeitig geteilt werden. Dies ist aufgrund von Synergieeffekten effizienter.
Die Anzahl t defekter Vorrichtungen kann als eine Menge T von Gruppen betrachtet werden, die verschiedene teilnehmende Netzwerkvorrichtungen umfassen, d.h. Vorrichtungen mit unterschiedlichen Betriebssystemen und an unterschiedlichen Orten. Außerdem können die teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen hybride Fehler aufweisen, z.B. byzantinische Fehler, Absturzfehler und Verbindungsfehler, was die unterschiedliche Struktur der Menge T oder unterschiedliche Schwellenwerte t_i bei i = 1, 2 ... widerspiegelt. Dies zeigt die Flexibilität des Protokolls.
BESCHREIBUNG DER ZEICHNUNGEN
Bevorzugte Ausführungsarten der Erfindung sind nachfolgend detailliert, aber nur exemplarisch beschrieben, wobei Bezug auf die folgenden schematischen Zeichnungen genommen wird.
1 zeigt ein typisches asynchrones Netzwerk mit mehreren teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen und einem Verteiler.
2 zeigt ein schematisches Diagramm des asynchronen Schemas zur prüfbaren Teilung eines Geheimnisses.
3 zeigt ein schematisches Diagramm des asynchronen Schemas zur prüfbaren Teilung eines Geheimnisses ohne Broadcast.
4 zeigt ein Szenario von teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen, die in strukturierter Weise verteilt sind.
Die Zeichnungen dienen nur der Veranschaulichung und stellen nicht notwendigerweise maßstabsgerechte praktische Beispiele der vorliegenden Erfindung dar.
DETAILLIERTE BESCHREIBUNG DER ERFINDUNG
1 zeigt ein Beispiel eines üblichen Computersystems 8, in dem ein geheimer Wert x geteilt wird. Es besteht aus n = 4 teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen A, B, C und D, die über Kommunikationsleitungen (1 bis 5) miteinander vernetzt sind. Das System umfasst einen Verteiler D, der mit „x" bezeichnet ist.
Jede teilnehmende Netzwerkvorrichtung A, B, C, D kann eine beliebige Computereinheit nach dem Stand der Technik sein, von einem Computer auf einem Chip über einen tragbaren Computer bis hin zu einem großen Computersystem. Die Kommunikationsleitungen können beliebige Kommunikationsmittel sein, die zum Senden von Daten oder Nachrichten von einer teilnehmenden Netzwerkvorrichtung A, B, C, D zu einer anderen allgemein bekannt ist. Zum Beispiel können die Kommunikationsleitungen entweder einzelne bidirektionale Kommunikationsleitungen 5 zwischen jedem Paar der teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen A, B, C, D sein oder eine unidirektionale Leitung in jeder Richtung zwischen jedem Paar der teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen A, B, C, D. Ein derartiges Computersystem 8 und die Kommunikationsleitungen 5 sind in der Technik wohlbekannt. Wenn eine teilnehmende Netzwerkvorrichtung A, B, C Informationen an sich selbst sendet, könnte ein äquivalentes Ergebnis erzielt werden, indem die Daten lediglich innerhalb der teilnehmenden Netzwerkvorrichtung bewegt und nicht über die Kommunikationsleitung an sich selbst gesendet werden. Das übliche Computersystem 8 ist dargestellt, um die Beschreibung des folgenden asynchronen Protokolls zur prüfbaren Teilung eines Geheimnisses zu erleichtern. Zur Bezeichnung gleicher oder ähnlicher Teile werden dieselben Bezugsnummern verwendet.
2 zeigt den allgemeinen Ablauf des Protokolls zur Teilung eines geheimen Wertes x unter den teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen A, B, C, D über das asynchrone Netzwerk, wobei jede der teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen A, B, C, D eine Anzahl von Nachrichten sendet und empfängt.
Es wird angenommen, dass der Verteiler D den geheimen Wert x teilen möchte. Aus dem geheimen Wert x leitet der Verteiler D wie durch Kasten 10 angedeutet zunächst anhand eines normalen linearen Schemas zur Geheimnisteilung, wie es zum Beispiel in der Veröffentlichung „How to share a secret" von A. Shamir in Communications of the ACM 22, 1979, S. 612–613, beschrieben ist, Anteilswerte s_i ab. Außerdem leitet der Verteiler D auch so genannte Unteranteile, auch als Unteranteilswerte s_ij bezeichnet, ab. Das heißt, dass der Verteiler D für jeden Anteilswert s_i die entsprechenden Unteranteilswerte s_ij erzeugt. Die Unteranteilswerte s_ij erhält man durch ein anderes lineares Schema zur Geheimnisteilung, das von der Erzeugung der Anteilswerte s_i unabhängig ist. Alternativ kann der geheime Wert x unter Verwendung des Schemas von Shamir mit einem Polynom über zwei Variablen geteilt werden. Des Weiteren leitet der Verteiler D die Prüfwerte
hier durch einfache Potenzieroperationen in einer kryptografischen Gruppe G ab. Diese Prüfwerte
werden als Prüftabelle interpretiert. Die Prüfwerte
können zur Prüfung der Gültigkeit der Anteilswerte s_i und der Unteranteilswerte s_ij verwendet werden.
Tabelle 1
Tabelle 1 zeigt die entsprechenden Unteranteilswerte s_ij für jeden Anteilswert s_i. Alle Unteranteilswerte s_ij in einer Reihe teilen den in der ganz linken Spalte stehenden Wert dieser Reihe, während alle Unteranteilswerte s_ij in einer Spalte den obersten Wert in der Spalte teilen, den Anteilswert s_i.
Zu beachten ist, dass der Wert s₁₀ den Wert bezeichnet, der von den Werten s₁₁, s₁₂, ... s_1n geteilt wird, während s₀₁ den Wert bezeichnet, der von den Werten s₁₁, s₂₁, ... s_n1, geteilt wird.
Es ist ein Vorteil, dass ein Absturz oder ein byzantinisches Verhalten des Verteilers D in der Mitte des Protokolls toleriert werden kann. Wenn t + 1 einander vertrauende, teilnehmende Netzwerkvorrichtungen A, B, C annehmen, dass sie gültige Anteilswerte s_i des geheimen Wertes x empfangen haben, können alle anderen vertrauenswürdigen teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen A, B, C mit Hilfe jener t + 1 vertrauenswürdigen teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen A, B, C ihre Anteilswerte s_i am geheimen Wert x rekonstruieren, selbst wenn sie überhaupt nichts vom Verteiler D gehört haben.
Es ist jedoch für einen nicht vertrauenswürdigen Verteiler D noch möglich, beschädigte Anteilswerte s_i zu verteilen, d.h. Anteilswerte s_i, die sich nicht zu einem eindeutigen geheimen Wert x kombinieren lassen. Zur Behandlung dieses Problems fügt der Verteiler D Prüfinformationen hinzu, die es allen teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen A, B, C ermöglichen, die Gültigkeit der empfangenen Anteilswerte s_i zu prüfen, ohne etwas über den geheimen Wert x zu erfahren.
Der Verteiler D sendet jeder teilnehmenden Netzwerkvorrichtung A, B, C eine Anteilsnachricht sm, welche die im Kasten 20 angegebenen entsprechenden Unteranteilswerte s_Ais_iA, s_Bis_iB, s_Cis_iC umfasst, und sendet eine Broadcast-Prüfnachricht vm, welche die in Kasten 30 angegebenen Prüfwerte
umfasst. Bei der Broadcast-Nachricht kann es sich um eine zuverlässige Broadcast-Nachricht handeln, wie von Cachin et al. in „Secure and Efficient Asynchronous Broadcast Protocols" in Joe Kilian, Hrsg., „Advances in Cryptology", Crypto, 2001, Lecture Notes in Computer Science, Band 2139, Springer-Verlag 2001, S. 524–541, beschrieben. Für die teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen A, B, C mit dem Index i entsprechen die Unteranteilswerte s_ij, die der Verteiler D an diese teilnehmende Netzwerkvorrichtung A, B, C sendet, der Reihe und der Spalte i in der Tabelle 1. Die durch die Kästen 10, 20 und 30 dargestellten Schritte werden vom Verteiler D durchgeführt, wie durch den mit D bezeichneten Kasten dargestellt.
Die Prüfnachricht vm umfasst weitere Informationen, die ausreichen, um alle Anteilswerte s_i und Unteranteilswerte s_ij zu prüfen, welche die Empfängervorrichtung A, B, C im Netzwerk empfängt, während das Protokoll läuft.
Die teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen A, B, C empfangen die Prüfnachricht vm, wie im Kasten 40 dargestellt. Jede der Empfängervorrichtungen A, B, C im Netzwerk führt die folgenden Schritte durch.
Wurde im vorangegangenen Schritt eine Anteilsnachricht sm empfangen, welche die Unteranteilswerte s_ij umfasst, wird die Gültigkeit der Unteranteilswerte s_ij in Abhängigkeit von den Prüfwerten
bestimmt, wie im Kasten 50 dargestellt. Bei einem positiven Ergebnis der Bestimmung wird eine Broadcast-Einverständnisnachricht gesendet, die einen Einverständniswert Y umfasst, wie im Kasten 60 dargestellt. Die entsprechenden Netzwerkvorrichtungen A, B, C empfangen dann l Einverständnisnachrichten mit n – t ≥ l ≥ 2t + 1, welche die Einverständniswerte Y_A, Y_B, Y_C umfassen, wie im Kasten 70 dargestellt. Die Schritte in den Kästen 70 und 80 können auch von einer teilnehmenden Netzwerkvorrichtung A, B, C ausgeführt werden, welche die in den Kästen 40, 50 und 60 dargestellten Schritte nicht durchgeführt hat, wie durch den mit 90 bezeichneten Pfeil angezeigt.
Beim Empfang von l Einverständnisnachrichten erhält jede teilnehmende Netzwerkvorrichtung A, B, C den Anteilswert s_i, entweder aus der vom Verteiler D gesendeten Anteilsnachricht sm oder aus den Unteranteilswerten s_ij, die von den anderen teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen A, B, C empfangen wurden. Dann wird die Gültigkeit der Unteranteilswerte s_ij in Abhängigkeit von den Prüfwerten
bestimmt. Dies ist im Kasten 80 dargestellt.
Verwendung von Commitments
Für jeden Anteilswert s_i und Unteranteilswert s_ij berechnet der Verteiler D eine Commitmentfunktion C(s_i) bzw. C(s_ij) . Die Commitments haben die Eigenschaft, dass, wenn die Anteilswerte s_i und Unteranteilswerte s_ij zu einem geheimen Wert x und dem Anteilswert s_i kombiniert werden, C(s_i) (oder C(s_ij)) zu einem Geheimnis C(x) (oder (C(s_i)) kombiniert werden.
Ein Beispiel ist die Anwendung der Exponentation in einer finiten Gruppe G von Primzahlen, d.h. C(s_i) = g^si, wie von Cachin et al. in „Random Oracles in Constantinople: Practical Byzantine Agreement using Cryptography", POD000, Portland, Oregon, 2000, beschrieben.
Allerdings ist auch die Verwendung von weiterentwickelten Commitments, zum Beispiel von Pedersen-Commitments möglich, wie von T. Pedersen in „Non-interactive and information-theoretic secure verifiable secret sharing", Crypto 1991, Lecture Notes in Computer Science, Band 576, S. 129–140, Springer-Verlag 1992, beschrieben.
Die Commitments werden mittels einer konsistenten Broadcast-Nachricht auf alle teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen A, B, C verteilt, wie von Cachin et al. in „Secure and Efficient Asynchronous Broadcast Protocols" in Joe Kilian, Hrsg., „Advances in Cryptology", Crypto, 2001, Lecture Notes in Computer Science, Band 2139, S. 524–541, Springer-Verlag 2001, beschrieben, d.h. alle teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen A, B, C empfangen dieselben Commitments; diese Broadcast-Sendung kann durch Hinzufügen eines neuen Schrittes zum Protokoll vereinfacht werden, wie nachfolgend in der Beschreibung der Optimierung der Kommunikationskomplexität gezeigt.
Das Protokoll funktioniert dann wie folgt:

1. Der Verteiler D verteilt alle Anteilswerte s_i und Unteranteilswerte s_ij auf die teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen A, B, C mit dem Index i und sendet die Prüftabelle mittels einer entsprechenden Broadcast-Nachricht.
2. Jede teilnehmende Netzwerkvorrichtung A, B, C, welche die oben genannten Nachrichten des Verteilers D empfängt, prüft, ob:
• ihre Anteilswerte s_i und Unteranteilswerte s_ij den Funktionen C(s_i) und C(s_ij) in der Prüftabelle entsprechen;
• die C(s_ij) in der Prüftabelle eine eindeutige C(s_i) bilden;
• die C(s_ji) in der Prüftabelle einen eindeutigen Wert bilden.
3. Empfängt eine teilnehmende Netzwerkvorrichtung A, B, C mit dem Index i alle Anteilswerte s_i und Unteranteilswerte s_ij und alle Prüfungen verlaufen erfolgreich, sendet die Vorrichtung eine Broadcast-OK-Nachricht.
4. Bei Empfang von ausreichend vielen, d.h. mindestens 2t + 1, OK-Nachrichten akzeptiert die betreffende teilnehmende Netzwerkvorrichtung A, B, C mit dem Index i den Verteiler D und dessen Anteilswert s_i.
5. Hat eine teilnehmende Netzwerkvorrichtung A, B, C mit dem Index i noch keinen gültigen Anteilswert s_i empfangen, sendet sie eine Beschwerdenachricht an alle teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen A, B, C. Bei Empfang einer derartigen Beschwerdenachricht senden die teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen A, B, C mit dem Index j, welche die Beschwerdenachricht empfangen, ihren Unteranteilswert s_ij an die teilnehmende Netzwerkvorrichtung A, B, C mit dem Index i, welche die Beschwerdenachricht gesendet hat. Diese teilnehmende Netzwerkvorrichtung A, B, C prüft dann mit Hilfe der Prüftabelle den Unteranteilswert s_ij und kombiniert die gültigen Anteilswerte zu s_i.

Optimieren der Kommunikationskomplexität
Die Prüfnachricht vm, welche die mittels der Broadcast-Nachricht vom Verteiler D gesendete Prüftabelle umfasst, ist relativ groß und kann auf mehrere Arten komprimiert werden. Nachfolgend ist beschrieben, wie das Protokoll modifiziert werden kann, damit es ein weniger aufwendiges Broadcast-Ursprungselement sowie kleinere Prüfwerte verwendet:

• Jede teilnehmende Netzwerkvorrichtung A, B, C mit dem Index i empfängt nur ihre Reihe i und Spalte i der Tabelle 1, d.h. für alle j, s_ij und s_ji und die entsprechenden Prüfwerte C(s_ij) und C(s_ji). Des Weiteren empfängt jede teilnehmende Netzwerkvorrichtung A, B, C einen Hash-Wert in jeder Reihe und jeder Spalte sowie die Werte C(s_j0) und C(s_0j), wobei s_j0 der von s_j1, ..., s_jn geteilte Wert ist. Diese Werte werden eventuell nicht in konsistenter Weise durch die Broadcast-Nachricht verbreitet, d.h. die teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen A, B, C empfangen eventuell unterschiedliche Werte, wenn der Verteiler D nicht vertrauenswürdig ist.
• Bei Empfang der Anteilsnachricht sm und der Prüfnachricht vm überprüft jede teilnehmende Netzwerkvorrichtung A, B, C die von ihr empfangenen Hash-Werte und Prüfwerte und berechnet die Prüfwerte C(s_j0), C(s_0j), C(s_ij) und C(s_ji) neu, falls dies notwendig ist, d.h., wenn sie nicht den Anteilswerten s_j0 und s_0j sowie den Unteranteilswerten s_ij und s_ji entsprechen.
• Die betreffende teilnehmende Netzwerkvorrichtung A, B, C sendet die Unteranteilswerte s_ij und s_ji zusammen mit den Hash-Werten und den – eventuell neu berechneten – Prüfwerten an die teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen A, B, C mit dem Index i.
• Die betreffende teilnehmende Netzwerkvorrichtung A, B, C wartet, bis sie genügend, d.h. mindestens 2t + 1, der oben genannten Nachrichten empfangen hat, die mit deren Hash-Werten übereinstimmen und gültige Unteranteilswerte s_ij und s_ji entsprechend dem Hash-Wert umfassen. Dann sendet sie eine OK-Nachricht an alle teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen A, B, C.
• Bei Empfang von ausreichend vielen, d.h. mindestens 2t + 1, OK-Nachrichten akzeptiert jede teilnehmende Netzwerkvorrichtung A, B, C den Verteiler D. Falls erforderlich, wird der Anteilswert s_i aus den Unteranteilswerten s_ij berechnet.

Zu beachten ist, dass das oben genannte Verfahren zur Optimierung der Kommunikationskomplexität nicht dafür vorgesehen ist, eine Einigung zu garantieren, ob der Verteiler D akzeptiert wird oder nicht; es ist möglich, dass einige teilnehmende Netzwerkvorrichtungen A, B, C das Protokoll nicht beenden, während andere dies tun. Es ist jedoch am einfachsten, an das Ende des aktuellen Protokolls ein Protokoll gemäß der Byzantinischen Übereinkunft anzufügen und sicherzustellen, dass, wenn eine teilnehmende Netzwerkvorrichtung A, B, C den Verteiler D und seinen Anteilswert s_i akzeptiert, alle vertrauenswürdigen teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen A, B, C mit dem Index j den Verteiler D akzeptieren und ihren Anteilswert s_j empfangen.
Ohne Broadcast
Es ist möglich, das Protokoll ohne Broadcast auszuführen und das Protokoll zur prüfbaren Geheimnisteilung in ein zuverlässiges Broadcast zu integrieren. Dies hat den Vorteil, dass die durch Kommunikation und Berechnung verursachte Last weiter reduziert wird, weil kein konsistentes Broadcast verwendet wird. Konsistentes Broadcast schließt komplexe Berechnungen für digitale Signaturen ein, die somit vermieden werden.
3 zeigt ein schematisches Diagramm eines derartigen asynchronen Schemas zur prüfbaren Geheimnisteilung ohne Broadcast. Zur Bezeichnung gleicher oder ähnlicher Teile werden dieselben Symbole oder Bezugsnummern verwendet.
Das Protokoll verwendet in diesem Fall drei Nachrichtenaustausch-Zyklen:
Wie durch den Kasten 10 angezeigt, leitet der Verteiler D die Anteilswerte s_i und Unteranteilswerte s_ij des geheimen Wertes x ab, indem er ein lineares Schema zur Geheimnisteilung anwendet.
Außerdem leitet der Verteiler D Prüfwerte
ab, die zur Prüfung der Gültigkeit der Anteilswerte s_i und Unteranteilswerte s_ij verwendet werden können. Im nächsten Schritt, Kasten 22, wird eine erste Nachricht (1.), welche die entsprechenden Unteranteilswerte s_Ais_iA, s_Bis_iB, s_Cis_iC und Prüfwerte
umfasst, an jede teilnehmende Netzwerkvorrichtung A, B, C gesendet.
Bei mindestens 2t + 1 teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen A, B, C werden von jeder teilnehmenden Netzwerkvorrichtung A, B, C mit dem Index i die folgenden Schritte i.)–vii.) ausgeführt:

i.) Jede teilnehmende Netzwerkvorrichtung A, B, C mit dem Index i, welche die erste Nachricht (1st:) vom Verteiler D empfängt, bestimmt in Abhängigkeit von den Prüfwerten

die Gültigkeit aller Unteranteilswerte s_ij, s_ji für i = 1, ..., n und j = 1, ..., n, wie in Kasten 32 dargestellt.
ii.) Bei einem positiven Ergebnis der Bestimmung leitet die am Netzwerk teilnehmende Vorrichtung mit dem Index i aus den empfangenen Unteranteilswerten s_ij, s_ji die relevanten Unteranteilswerte s_im, s_mi ab, die mit denen der anderen am Netzwerk teilnehmenden Vorrichtungen A, B, C mit dem Index m übereinstimmen. Dann sendet die teilnehmende Netzwerkvorrichtung mit dem Index i eine zweite Nachricht (2.), welche die Prüfwerte
für r = 1, ..., n und j = 1, ..., n und die relevanten Unteranteilswerte s_im, s_mi umfasst, an jede teilnehmende Netzwerkvorrichtung A, B, C mit dem Index m, wie in Kasten 34 dargestellt.
iii.) Empfängt eine teilnehmende Netzwerkvorrichtung A, B, C mit dem Index j die zweite Nachricht (2.:), wird die Gültigkeit der empfangenen Unteranteilswerte s_ij, s_ji in Abhängigkeit von den Prüfwerten
,
durch die am Netzwerk teilnehmenden Vorrichtungen A, B, C mit dem Index i bestimmt, wie in Kasten 42 dargestellt.
iv.) Bei einem positiven Ergebnis der Bestimmung für 2t + 1 empfangene zweite Nachrichten (2.:) – siehe Kasten 44 – wird eine dritte Nachricht (3.), welche die Prüfwerte
und die relevanten Unteranteilswerte s_im, s_mi umfasst, an jede teilnehmende Netzwerkvorrichtung A, B, C mit dem Index m gesendet, wie in Kasten 46 dargestellt. Falls keine erste Nachricht (1.:) empfangen wurde, werden die relevanten Unteranteilswerte s_im, s_mi aus den empfangenen zweiten Nachrichten (2.:) abgeleitet, wie durch den mit 92 bezeichneten Pfeil gezeigt.
v.) Empfängt eine teilnehmende Netzwerkvorrichtung A, B, C mit dem Index j die dritte Nachricht (3.:), wird die Gültigkeit der empfangenen Unteranteilswerte s_ij, s_ji in Abhängigkeit von den Prüfwerten
,
bestimmt, wie in Kasten 52 dargestellt.
vi.) Bei einem positiven Ergebnis der Bestimmung für t + 1 empfangene dritte Nachrichten (3.:) und wenn die dritte Nachricht (3.) nicht gesendet wurde – siehe Kasten 54 – wird eine dritte Nachricht (3.), welche die Prüfwerte
und die relevanten Unteranteilswerte s_im, s_mi umfasst, an jede teilnehmende Netzwerkvorrichtung A, B, C mit dem Index m gesendet, wie in Kasten 56 dargestellt. Falls keine erste Nachricht (1.:) empfangen wurde, werden die relevanten Unteranteilswerte s_im, s_mi aus den empfangenen zweiten oder dritten Nachrichten (2.:, 3.:) abgeleitet, wie durch den mit 94 bezeichneten Pfeil für die empfangenen dritten Nachrichten (3.:) gezeigt.
vii.) Bei einem positiven Ergebnis der Bestimmung für 2t + 1 empfangene dritte Nachrichten – siehe Kasten 58 – wird der Anteilswert s_i aus den empfangenen ersten, zweiten oder dritten Nachrichten (1.:, 2.:, 3.:) abgeleitet, wie in Kasten 80 dargestellt. Dies bedeutet, dass der vom Verteiler D kommende Anteilswert s_i akzeptiert ist.

Das effizientere Protokoll kann mit dem Verfahren zur Verwendung von Commitments und mit dem Verfahren zur Optimierung der Kommunikationskomplexität kombiniert werden. Das sich daraus ergebende Protokoll hat den Vorteil, dass die Komplexität von Kommunikation und Berechnung weiter reduziert wird. Vorteilhaft ist, dass es auch eine Einigung darüber gewährleistet, ob der Verteiler D akzeptiert wird oder nicht, sodass jede teilnehmende Netzwerkvorrichtung A, B, C das Protokoll nur dann beendet, wenn alle anderen teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen A, B, C dies tun.
Hybride Angreiferstrukturen
Indem man – anstelle eines festen Schwellenwertes t aus n Beschädigungen – real existierende Strukturen wiedergibt, ist es möglich, mehr Flexibilität zu erreichen.
Ein Angreifer könnte zum Beispiel in der Lage sein, alle teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen mit einem bestimmten Betriebssystem zu kontrollieren, oder er könnte einen Systemadministrator bestechen, sodass er ihm Zugriff auf alle teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen eines bestimmten Standortes gewährt. Angreiferstrukturen kommen mit einem derartigen Angriffsschema zurecht.
Zur Definition einer Angreiferstruktur T muss man jede Koalition von Parteien definieren, deren Beschädigung das System tolerieren sollte, z.B. Koalitionen aller teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen mit demselben Betriebssystem. Die Menge aller dieser Gruppen bildet dann die Angreiferstruktur T.
4 zeigt ein Szenario von 19 Standorten von teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen P₁ bis P₁₉ mit einer strukturierten Verteilung, d.h. jede teilnehmende Netzwerkvorrichtung P₁ bis P₁₉ weist ein Betriebssystem OS-1 bis OS-4 auf und einen Ort in einem Land C1 bis C4. Konventionelle t-aus-n-Strukturen können eine beliebige Gruppe von sechs teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen tolerieren, die mit einem byzantinischen Fehler ausfallen. Bei Verwendung der entsprechenden Angreiferstrukturen kann man gleichzeitige Ausfälle von 1 Betriebssystem und 1 Ort tolerieren. Im vorliegenden Beispiel können dies bis zu 10 teilnehmende Netzwerkvorrichtungen sein (z.B. Ausfall aller teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen im vierten Land C4 oder mit dem ersten Betriebssystem OS-1) oder weniger als vier, wenn die Beschädigungen gut verteilt sind, d.h. vier am Netzwerk teilnehmende, auf alle Länder und alle Betriebssysteme verteilte Vorrichtungen.
In dem Protokoll zur Teilung eines Geheimnisses x können gleichzeitig verschiedene Arten von Ausfällen auftreten. Zum Beispiel könnten das Absturzfehler CF, byzantinische Fehler BF und Verbindungsfehler LF sein. Dies ermöglicht es, eine größere Anzahl von Ausfällen zu tolerieren.
Die vorliegende Erfindung kann in Hardware, Software oder einer Kombination von Hardware und Software realisiert werden. Jede Art von Computersystem – oder jede andere Einrichtung zur Ausführung der in der vorliegenden Patentanmeldung beschriebenen Verfahren – ist geeignet. Eine typische Kombination von Hardware und Software könnte ein Mehrzweck-Computersystem mit einem Computerprogramm sein, das, wenn es geladen und ausgeführt wird, das Computersystem in der Weise steuert, dass es die in der vorliegenden Patentanmeldung beschriebenen Verfahren ausführt. Die vorliegende Erfindung kann auch in ein Computerprogrammprodukt eingebettet werden, welches alle Merkmale zur Implementierung der in der vorliegenden Patentanmeldung beschriebenen Verfahren umfasst und das – wenn es in ein Computersystem geladen wird – diese Verfahren ausführen kann.
Mit dem Begriff Computerprogrammmittel oder Computerprogramm ist im vorliegenden Zusammenhang jeder beliebige Ausdruck – in jeder beliebigen Sprache, jedem Code oder jeder Notation – einer Menge von Anweisungen gemeint, die dazu dienen, ein System, das die Fähigkeit zur Informationsverarbeitung besitzt, entweder direkt oder nach einem oder beiden der folgenden Schritte eine bestimmte Funktion ausführen zu lassen: a) Konvertierung in eine andere Sprache oder Notation oder in einen anderen Code; b) Reproduktion in einer anderen materiellen Form.

Claims

Verfahren zur Teilung eines geheimen Wertes x unter n teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen (A, B, C) über ein asynchrones Netzwerk, wobei die n teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen (A, B, C) t defekte Vorrichtungen umfassen und k Untervorrichtungen, die den geheimen Wert x rekonstruieren können, mit t < n/3 und k < n, und der geheime Wert x durch einen Verteiler (D) bereitgestellt wird und wobei das Verfahren die folgenden Schritte umfasst: – Ableiten (10) von Anteilswerten s_i und Unteranteilswerten s_ij des geheimen Wertes x mit Hilfe eines linearen Schemas zur Geheimnisteilung durch den Verteiler (D) und Ableiten (10) von Prüfwerten
, die zur Prüfung der Gültigkeit der Anteilswerte s_i und Unteranteilswerte s_ij verwendbar sind; – Senden (20) einer Anteilsnachricht, welche die entsprechenden Unteranteilswerte s_Ais_iA, s_Bis_iB, s_Cis_iC umfasst, an jede teilnehmende Netzwerkvorrichtung (A, B, C); – Senden (30) einer Broadcast-Prüfnachricht, welche die Prüfwerte
umfasst; – Empfangen (40) der Prüfnachricht mit den Prüfwerten
durch mindestens l teilnehmende Netzwerkvorrichtungen (A, B, C), wobei n – t ≥ l ≥ 2t + 1 ist, und Durchführen der folgenden Schritte 1) bis 4) für jede Empfängervorrichtung im Netzwerk (A, B, C): 1) bei Empfang der Anteilsnachricht mit den Unteranteilswerten s_ij das Bestimmen (50) der Gültigkeit der Unteranteilswerte s_ij in Abhängigkeit von den Prüfwerten
; und 2) bei einem positiven Ergebnis der Bestimmung das Senden (60) einer Broadcast-Einverständnisnachricht, die einen Einverständniswert Y umfasst; 3) das Empfangen (70) von l Einverständnisnachrichten, welche die Einverständniswerte Y_A, Y_B, Y_C umfassen; 4) bei Empfang von l Einverständnisnachrichten das Erhalten (80) des Anteilswerts s_i entweder aus der vom Verteiler (D) gesendeten Anteilsnachricht oder aus den Unteranteilswerten s_ij, die von den teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen (A, B, C) empfangen wurden, und das Bestimmen der Gültigkeit der Unteranteilswerte s_ij in Abhängigkeit von den Prüfwerten
.
Verfahren zur Teilung eines geheimen Wertes x unter n teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen (A, B, C) über ein asynchrones Netzwerk, wobei die n teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen (A, B, C) t defekte Vorrichtungen und k Untervorrichtungen umfassen, die den geheimen Wert x rekonstruieren können, mit t < n/3 und k ≤ n – t, und der geheime Wert x durch einen Verteiler (D) bereitgestellt wird und wobei das Verfahren die folgenden Schritte umfasst: – Ableiten (10) der Anteilswerte s_i und der Unteranteilswerte s_ij des geheimen Wertes x durch den Verteiler (D) mittels eines linearen Schemas zur Teilung eines Geheimnisses und Ableiten (10) von Prüfwerten
die für die Prüfung der Gültigkeit der Anteilswerte s_i und der Unteranteilswerte s_ij verwendet werden können; – Senden (22) einer ersten Nachricht an jede teilnehmende Netzwerkvorrichtung (A, B, C), wobei die Nachricht die entsprechenden Unteranteilswerte s_Ais_iA, s_Bis_iB, s_Cis_iC und die Prüfwerte
umfasst; Durchführen der folgenden Schritte für jede teilnehmende Netzwerkvorrichtung (A, B, C) mit dem Index i bei mindestens 2t + 1 teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen (A, B, C): i.) bei Empfang der ersten Nachricht, welche die Unteranteilswerte s_ij, s_ji umfasst, das Bestimmen (32) der Gültigkeit der Unteranteilswerte s_ij, s_ji in Abhängigkeit von den Prüfwerten
,
; ii.) bei einem positiven Ergebnis der Bestimmung das Ableiten derjenigen relevanten Unteranteilswerte s_im, s_mi aus den empfangenen Unteranteilswerten s_ij, s_ji, die mit den anderen teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen (A, B, C) mit dem Index m übereinstimmen, und das Senden (34) einer zweiten Nachricht, welche die Prüfwerte
und die relevanten Unteranteilswerte s_im, s_mi umfasst, an jede teilnehmende Netzwerkvorrichtung (A, B, C) mit dem Index m; iii.) empfängt eine teilnehmende Netzwerkvorrichtung (A, B, C) mit dem Index j die zweite Nachricht, das Bestimmen (42) der Gültigkeit der empfangenen Unteranteilswerte s_ij, s_ji in Abhängigkeit von den Prüfwerten
,
; iv.) bei einem positiven Ergebnis der Bestimmung für 2t + 1 empfangene zweite Nachrichten (44) das Senden (46) einer dritten Nachricht, welche die Prüfwerte
und die relevanten Unteranteilswerte s_im, s_mi umfasst, an jede teilnehmende Netzwerkvorrichtung (A, B, C) mit dem Index m; falls keine erste Nachricht empfangen wurde, das Ableiten der relevanten Unteranteilswerte s_im, s_mi aus den empfangenen zweiten Nachrichten; v.) empfängt eine teilnehmende Netzwerkvorrichtung (A, B, C) mit dem Index j die dritte Nachricht, das Bestimmen (52) der Gültigkeit der empfangenen Unteranteilswerte s_ij, s_ji in Abhängigkeit von den Prüfwerten
,
; vi.) bei einem positiven Ergebnis der Bestimmung für t + 1 empfangene dritte Nachrichten und wenn keine dritte Nachricht (54) gesendet wurde, das Senden (56) einer dritten Nachricht, welche die Prüfwerte
und die relevanten Unteranteilswerte s_im, s_mi umfasst, an jede teilnehmende Netzwerkvorrichtung (A, B, C) mit dem Index m; falls keine erste Nachricht empfangen wurde, das Ableiten der relevanten Unteranteilswerte s_im, s_mi aus den empfangenen zweiten oder dritten Nachrichten; vii.) bei einem positiven Ergebnis der Bestimmung für 2t + 1 empfangene dritte Nachrichten (58) das Ableiten (80) des Anteilswerts s_i aus den empfangenen ersten, zweiten oder dritten Nachrichten.
Verfahren nach Anspruch 1, bei dem der Schritt 1) des Weiteren umfasst, dass an jede teilnehmende Netzwerkvorrichtung (A, B, C) die Unteranteilswerte s_ij, s_ji und zusätzlichen Prüfwerte gesendet werden, und dass beim Empfang von l zusätzlichen Prüfwerten die Prüfwerte
in Abhängigkeit von den empfangenen zusätzlichen Prüfwerten modifiziert werden.
Verfahren nach Anspruch 1, bei dem der Schritt des Erhaltens der Anteilswerte s_i aus den Unteranteilswerten s_ij, die von den teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen (A, B, C) empfangen wurden, des Weiteren das Senden einer Broadcast-Beschwerdenachricht und das Empfangen der als Reaktion auf die Beschwerdenachricht gesendeten Unteranteilswerte s_ij umfasst.
Verfahren nach einem der vorangegangenen Ansprüche, bei dem die Prüfwerte
abgeleitet werden durch Auswählen einer allgemeinen Zahl g aus einer dem linearen Schema zur Geheimnisteilung entsprechenden kryptografischen Gruppe G und Ableiten der Prüfwerte
durch Erheben der ausgewählten allgemeinen Zahl g zur Potenz einer monotonen Funktion f des Anteilswerts s_i.
Verfahren nach einem der vorangegangenen Ansprüche, bei dem die Prüfwerte
mit Hilfe einer Hash-Funktion abgeleitet werden.
Verfahren nach einem der vorangegangenen Ansprüche, bei dem mehrere geheime Werte gleichzeitig geteilt werden.
Verfahren nach einem der vorangegangenen Ansprüche, bei dem die Anzahl t defekter Vorrichtungen auf eine Menge T von Gruppen erweitert wird, welche die teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen (A, B, C; P₁–P₁₉) umfassen.
Verfahren nach Anspruch 8, bei dem die teilnehmenden Netzwerkvorrichtungen (A, B, C; P₁–P₁₉) Hybridfehler (BF, CF, LF) aufweisen, welche eine unterschiedliche Struktur der Menge T oder unterschiedliche Schwellenwerte t_i mit i = 1, 2, ... m widerspiegeln.
Computerprogrammprodukt, das auf einem computerlesbaren Medium gespeicherte Programmcodemittel umfasst, für die Durchführung des Verfahrens nach einem der Ansprüche 1 bis 9, wenn das Computerprogrammprodukt auf einem Computer ausgeführt wird.