EP1208668A1 - Verfahren zur schlüsselvereinbarung für eine gruppe von mindestens drei teilnehmern - Google Patents

Verfahren zur schlüsselvereinbarung für eine gruppe von mindestens drei teilnehmern

Info

Publication number
EP1208668A1
EP1208668A1 EP00944022A EP00944022A EP1208668A1 EP 1208668 A1 EP1208668 A1 EP 1208668A1 EP 00944022 A EP00944022 A EP 00944022A EP 00944022 A EP00944022 A EP 00944022A EP 1208668 A1 EP1208668 A1 EP 1208668A1
Authority
EP
European Patent Office
Prior art keywords
mod
group
zli
random number
participant
Prior art date
Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
Withdrawn
Application number
EP00944022A
Other languages
English (en)
French (fr)
Inventor
Tobias Martin
Ralf Schaffelhofer
Jörg Schwenk
Current Assignee (The listed assignees may be inaccurate. Google has not performed a legal analysis and makes no representation or warranty as to the accuracy of the list.)
Deutsche Telekom AG
Original Assignee
Deutsche Telekom AG
Priority date (The priority date is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the date listed.)
Filing date
Publication date
Application filed by Deutsche Telekom AG filed Critical Deutsche Telekom AG
Publication of EP1208668A1 publication Critical patent/EP1208668A1/de
Withdrawn legal-status Critical Current

Links

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

Definitions

  • the invention relates to a method for agreeing a common key for a group of at least three participants according to the preamble of the independent claim.
  • Encryption methods in many different forms belong to the state of the art and are of increasing commercial importance. They are used to transmit messages via generally accessible transmission media, but only the owners of a crypto key can read these messages in plain text.
  • a known method for establishing a common key over insecure communication channels is e.g. B. the method of W. Diffie and W. Hellmann (see DH method W. Diffie and M. Hellmann, see New Directions in Cryptography, IEEE Transaction on Information Theory, IT-22 (6): 644-654, November 1976 ).
  • the DH key exchange is based on the fact that it is practically impossible to calculate logarithms modulo a large prime number p.
  • Alice and Bob take advantage of this in the example below by secretly choosing a number x and y less than p (and prime to p-1). Then they send (one after the other or simultaneously) the xth (or yth) power modulo p to a publicly known number ⁇ .
  • DH key exchange The problem with DH key exchange is that Alice doesn't know whether she is actually communicating with Bob or with a fraudster.
  • IETF RFC 2412 The OAKLEY Key Determination Protocol
  • this problem is solved through the use of public key certificates, in which the identity of a subscriber is linked to a public key by a trustworthy entity becomes. This makes it possible to verify the identity of a conversation partner.
  • the DH key exchange can also be realized with other mathematical structures, e.g. B. with finite bodies GF (2 n ) or elliptic curves. These alternatives can improve performance. However, this procedure is only suitable for agreeing a key between two participants.
  • each of the participants can calculate the secret key g abc mod p.
  • a cryptographic method known as a no-key method is also known.
  • subscriber A can confidentially transmit a message to subscriber B without both having a common cryptographic key.
  • Three communication steps are necessary to transmit a message (see Beutelspacher, Schwenk, Wolfenstetter. Modern cryptographic methods (2nd edition), Vieweg Verlag, Wiesbaden 1998).
  • the method must be suitable for generating a common key within a group of at least three participants.
  • the method should be designed in such a way that it is distinguished from the known methods by a low need for communication (a few rounds even with many participants). However, it should have a security standard comparable to that of the DH method.
  • the procedure must be easy to implement, and information about the structure of the group should not be required for the implementation of the method.
  • the method according to the invention which does justice to this task, is based on the same mathematical structures as the DH method and therefore has comparable security features. Compared to the previously proposed group DH experience, it is much more efficient in terms of communication needs and does not require any information about the structure of the group of participants.
  • Tl-Tn The defined participants in the procedure are referred to as Tl-Tn.
  • Ti Each individual participant who is not specifically named is referred to as Ti.
  • Tj denotes all other participants in the process, excluding the respective participant Ti.
  • the publicly known components of the method are a publicly known mathematical group G, preferably the multiplicative group of all integers modulo a large prime number p and a publicly known element of group g, preferably a number 0 ⁇ g ⁇ p with a large multiplicative order.
  • group G e.g. B. the multiplicative group of a finite field or the group of points of an elliptic curve. The method is described below using the group of numbers modulo a prime number p.
  • the process proceeds in three steps.
  • Such a number zli * can be calculated, for example, using the extended Euclidean algorithm, which is described in Beutelspacher, Schwenk, Wolfenstetter: Modern Methods of Cryptography (2nd edition), Vieweg Verlag, Wiesbaden 1998.
  • each participant Ti involved in the method has the messages Nj sent by all other participants Tj.
  • each subscriber Ti has the number Mji from all other subscribers Tj, all numbers Mji being based on the message Nj sent by the subscriber Tj in the 1st method step.
  • the common key k is calculated by each participant Ti, whereby
  • the messages generated in steps 1 and 2 can be sent both via point-to-point connections and by broadcast or multicast.
  • the third step instead of the specified function f, any other function that is symmetrical in all arguments can be used.
  • the method according to the invention is explained in more detail below on the basis of a concrete example for three subscribers A, B and C. However, the number of participants can be expanded to any number of participants.
  • the length of the number p is 1024 bits; g has a multiplicative order of at least 2,160 .
  • participants B and C calculate the common key k.

Landscapes

  • Engineering & Computer Science (AREA)
  • Computer Security & Cryptography (AREA)
  • Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
  • Signal Processing (AREA)
  • Mobile Radio Communication Systems (AREA)
  • Data Exchanges In Wide-Area Networks (AREA)

Abstract

Das Verfahren basiert auf einer öffentlich bekannten mathematischen Zahlengruppe (G) und einem Element der Gruppe g ELEMENT G grosser Ordnung. Im ersten Arbeitsschritt wird von jedem Teilnehmer (Ti) eine erste Zufallszahl (zli) erzeugt und eine Nachricht der Form Ni: = g<zli> mod p an alle anderen Teilnehmer gesendet. Im zweiten Arbeitsschritt wählt jeder Teilnehmer (Ti) eine zweite Zufallszahl (z2i) und berechnet für jede empfangene Nachricht (Nj) die Zahl Mji: = (Nj)<z2i> mod p und sendet sie teilnehmerbezogen zurück. Im dritten Arbeitsschritt ermittelt jeder Teilnehmer (Ti) zunächst die Werte (Lj) und (Li) gemäss Lj: = Mij<zli>* mod p = g<z2j> mod p für j≠i und Li : = g<z2i> mod p und danach den gemeinsamen Schlüssel k nach der Funktion k: = f(L1, L2, ..., Ln), wobei f eine Funktion ist, die in ihren Argumenten symmetrisch ist. Die Erfindung lässt sich vorteilhaft zur Erzeugung eines kryptographischen Schlüssels für eine Gruppe von mindestens drei Teilnehmern einsetzen.

Description

Verfahren zur Schlüsselvereinbarung für eine Gruppe von mindestens drei Teilnehmern
Beschreibung:
Die Erfindung betrifft ein Verfahren zur Vereinbarung eines gemeinsamen Schlüssels für eine Gruppe von mindestens drei Teilnehmern gemäß dem Oberbegriff des unabhängigen Anspruchs. Verschlüsselungsverfahren in vielfältiger Art gehören zum Stand der Technik und haben zunehmend kommerzielle Bedeutung. Sie werden dazu eingesetzt, Nachrichten über allgemein zugängliche Übertragungsmedien zu übertragen, wobei aber nur die Besitzer eines Krypto-Schlüssels diese Nachrichten im Klartext lesen können.
Ein bekanntes Verfahren zur Etablierung eines gemeinsamen Schlüssels über unsichere Kommunikationskanäle ist z. B. das Verfahren von W. Diffie und W. Hellmann (siehe DH-Verfahren W. Diffie und M. Hellmann, siehe New Directions in Cryptography, IEEE Transaction on Information Theory, IT-22(6): 644-654, November 1976). Grundlage des DH-Schlüsselaustauschs ist die Tatsache, daß es praktisch unmöglich ist, Logarithmen modulo einer großen Primzahl p zu berechnen. Dies machen sich Alice und Bob in dem unten abgebildeten Beispiel zunutze, indem sie jeweils eine Zahl x bzw. y kleiner als p (und teilerfremd zu p-1) geheim wählen. Dann senden sie sich (nacheinander oder gleichzeitig) die x-te (bzw. y-te) Potenz modulo p einer öffentlich bekannten Zahl α zu. Aus den empfangenen Potenzen können sie durch erneutes Potenzieren modulo p mit x bzw. y einen gemeinsamen Schlüssel K: = αxy mod p berechnen. Ein Angreifer, der nur αx mod p und αy mod p sieht, kann daraus K nicht berechnen. (Die einzige heute bekannte Methode dazu bestünde darin, zunächst den Logarithmus z. B. von αx zur Basis α modulo p zu berechnen, und dann αy damit zu potenzieren.) Alice Bob
Wählt x geheim αy Wählt y geheim
Bildet K: = (αy)x = α^ Bildet K: = (αx) y = α^
Beispiel für Diffie-Hellmann-Schlüsselaustausch
Das Problem beim DH-Schlüsselaustausch besteht darin, daß Alice nicht weiß, ob sie tatsächlich mit Bob kommuniziert, oder mit einem Betrüger. In den IPSec-Standards der Internet Engineering Task Force (IETF RFC 2412: The OAKLEY Key Determination Protocol) wird dieses Problem durch den Einsatz von Public-Key-Zertifikaten gelöst, in denen durch eine vertrauenswürdige Instanz die Identität eines Teilnehmers mit einem öffentlichen Schlüssel verknüpft wird. Dadurch wird die Identität eines Gesprächspartners überprüfbar.
Der DH-Schlüsselaustausch kann auch mit anderen mathematischen Strukturen realisiert werden, z. B. mit endlichen Körpern GF (2n) oder elliptischen Kurven. Mit diesen Alternativen kann man die Performance verbessern. Dieses Verfahren ist allerdings nur zur Vereinbarung eines Schlüssels zwischen zwei Teilnehmern geeignet.
Es wurden verschiedene Versuche unternommen, das DH-Verfahren auf drei oder mehr Teilnehmer zu erweitern (Gruppen DH). Einen Überblick über den Stand der Technik bietet M. Steiner, G. Tsudik, M. Waidner in Diffie-Hellmann Key Distribution Extened to Group Communication, Proc. 3rd ACM Conference on Computer and Communications Security, März 1996, Neu Delhi, Indien.
Eine Erweiterung des DH-Verfahrens auf Teilnehmer A, B und C wird z. B. durch nachfolgende Tabelle beschrieben (Berechnung jeweils mod p):
Nach Durchführung dieser beiden Runden kann jeder der Teilnehmer den geheimen Schlüssel gabc mod p berechnen.
Weiterhin ist eine Lösung aus Burmester, Desmedt, A secure and efficient Conference key distribution system, Proc. EUROCRYPT'94, Springer LNCS, Berlin 1994 bekannt, bei der zwei Runden zur Generierung des Schlüssels benötigt werden, wobei in der zweiten Runde durch die Zentrale für n Teilnehmer n Nachrichten der Länge p (= ca. 1000 Bit) gesendet werden müssen.
Bei allen diesen Erweiterungen tritt mindestens eines der folgenden Probleme auf:
• Die Teilnehmer müssen in einer bestimmten Art und Weise geordnet sein, im obigen Beispiel z. B. als Kreis, d.h. eine Struktur der Teilnehmergruppe muß vorher bekannt sein.
• Die Rundenzahl ist abhängig von der Teilnehmerzahl.
Diese Verfahren sind aus den o. g. Gründen in der Regel schwer zu implementieren und sehr rechenaufwendig.
Bekannt ist auch ein als No-Key-V erfahren bezeichnetes kryptographisches Verfahren. Mit einem No-Key- Verfahren kann Teilnehmer A einem Teilnehmer B eine Nachricht vertraulich übermitteln, ohne daß beide einen gemeinsamen kryptographischen Schlüssel besitzen. Zur Übermittlung einer Nachricht sind dabei drei Kommunikationsschritte nötig (vgl. Beutelspacher, Schwenk, Wolfenstetter. Moderne Verfahren der Kryptographie (2. Auflage), Vieweg Verlag, Wiesbaden 1998).
Das Verfahren muß zur Erzeugung eines gemeinsamen Schlüssels innerhalb einer Gruppe von mindestens drei Teilnehmern geeignet sein. Das Verfahren soll so ausgebildet sein, daß es sich gegenüber den bekannten Verfahren durch geringen Kommunikationsbedarf (wenige Runden auch bei vielen Teilnehmern) auszeichnet. Es soll dabei jedoch einen vergleichbaren Sicherheitsstandard wie das DH-Verfahren aufweisen. Das Verfahren muß einfach zu implementieren sein, und Informationen über die Struktur der Gruppe sollen für die Durchführung des Verfahrens nicht benötigt werden.
Das erfindungsgemäße Verfahren, das dieser Aufgabenstellung gerecht wird, basiert auf den gleichen mathematischen Strukturen wie das DH-Verfahren und weist daher vergleichbare Sicherheitsmerkmale auf. Im Vergleich zu den bisher vorgeschlagenen Gruppen-DH-V erfahren ist es wesentlich effizienter im Hinblick auf den Kommunikationsbedarf und benötigt keinerlei Informationen über die Struktur der Gruppe der Teilnehmer.
Nachfolgend wird das Wirkprinzip des erfϊndungsgemäßen Verfahrens näher erläutert. Die definierten Teilnehmer am Verfahren werden mit Tl-Tn bezeichnet. Jeder einzelne nicht konkret benannte Teilnehmer wird mit Ti bezeichnet. Mit Tj werden alle anderen am Verfahren beteiligten Teilnehmer, ausschließlich des jeweiligen Teilnehmers Ti, bezeichnet.
Die öffentlich bekannten Komponenten des Verfahrens sind eine öffentlich bekannte mathematische Gruppe G, vorzugsweise die multiplikative Gruppe aller ganzen Zahlen modulo einer großen Primzahl p und ein öffentlich bekanntes Element der Gruppe g, vorzugsweise eine Zahl 0 < g < p mit großer multiplikativer Ordnung. Für die Gruppe G können jedoch auch andere geeignete mathematische Strukturen verwendet werden, z. B. die multiplikative Gruppe eines endlichen Körpers oder die Gruppe der Punkte einer elliptischen Kurve. Das Verfahren wird im Folgenden anhand der Gruppe der Zahlen modulo einer Primzahl p beschrieben.
Das Verfahren verläuft in drei Arbeitsschritten.
Im ersten Arbeitsschritt wird von jedem Teilnehmer Ti eine Nachricht Ni aus dem bekannten Element der Gruppe g und einer Zufallszahl zli nach der Funktion Ni = gzU mod p erzeugt und an alle anderen Teilnehmer Tj gesendet. Die erste Zufallszahl zli ist dabei eine vorzugsweise mittels eines Zufallsgenerators erzeugte zufällige Zahl aus der Menge (1, ... p-2) , welche teilerfremd zur Zahl p-1 ist. Dies gewährleistet, daß es eine Zahl zli* gibt, die den Effekt der Potenzierung eines Elements der Gruppe G mit der ersten Zufallszahl zli wieder aufhebt, wobei gilt: zli • zli* = 1 mod p-1. Eine solche Zahl zli* kann z.B. mit dem erweiterten Euklidischen Algorithmus berechnet werden, der in Beutelspacher, Schwenk, Wolfenstetter: Moderne Verfahren der Kryptographie (2. Auflage), Vieweg Verlag, Wiesbaden 1998, beschrieben ist. Im Ergebnis des ersten Verfahrensschrittes verfügt jeder am Verfahren beteiligte Teilnehmer Ti über die von allen anderen Teilnehmern Tj gesendeten Nachrichten Nj .
Im zweiten Arbeitsschritt wählt jeder Teilnehmer Ti eine zweite Zufallszahl z2i und berechnet für jede einzelne empfangene Nachricht Nj und damit für jeden anderen Teilnehmer Tj eine Zahl Mji nach der Funktion Mji: = (Nj)221 mod p. Jeder Teilnehmer Ti sendet anschließend die für jeden anderen Teilnehmer Tj einzeln berechnete Zahl Mji bestimmungsgemäß an die jeweiligen Teilnehmer Tj zurück.
Im Ergebnis ist nach dem zweiten Verfahrensschritt jeder Teilnehmer Ti im Besitz der Zahl Mji von allen anderen Teilnehmern Tj, wobei alle Zahlen Mji auf der im 1. Verfahrensschritt vom Teilnehmer Tj gesendeten Nachricht Nj basieren.
Im dritten Arbeitsschritt wird von jedem Teilnehmer Ti der gemeinsame Schlüssel k berechnet, wobei
- Lj = Mijzh* mod p = g22-1 mod p für j von i verschieden berechnet wird, - Li = g22' mod p berechnet wird
- daraus der gemeinsame Schlüssel k: = f(Ll,L2,...,Ln) = Ll-L2-...-Ln mod p
= gz21 + z22 + ... + z2n m(jd _ ermittelt ]χά
Es ist zu bemerken, daß das Versenden der in Schritt 1 und 2 generierten Nachrichten sowohl über Punkt-zu-Punkt-Verbindungen als auch durch Broadcast oder Multicast geschehen kann. Weiterhin kann im dritten Arbeitsschritt anstelle der angegebenen Funktion f jede andere Funktion verwendet werden, die symmetrisch in allen Argumenten ist. Nachfolgend wird das erfindungsgemäße Verfahren anhand eines konkreten Beispiels für drei Teilnehmer A, B und C näher erläutert. Die Anzahl der Teilnehmer ist jedoch auf beliebig viele Teilnehmer erweiterbar.
Bei diesem Beispiel beträgt die Länge der Zahl p 1024 Bit; g hat eine multiplikative Ordnung von mindestens 2160.
Das erfindungsgemäße Verfahren läuft nach folgenden Verfahrensschritten ab:
1. Teilnehmer A sendet Na = g zla mod p an Teilnehmer B und C. Teilnehmer B sendet Nb = gzlb mod p an Teilnehmer A und C und Teilnehmer C sendet Nc = gzlc mod p an Teilnehmer A und B .
2. Teilnehmer A sendet Mba = Nb223 mod p an Teilnehmer B und Mca = Nc222 mod p an Teilnehmer C,
Teilnehmer B sendet Mab = Na2213 mod p an Teilnehmer A und Mcb = Nc220 mod p an Teilnehmer C und Teilnehmer C sendet Mac = Na220 mod p an A und Mbc = Nb220 mod p an Teilnehmer
B.
3. Ausgehend von dem Sachverhalt, daß es eine Zahl zli* gibt, aus der nach Multiplikation mit zli 1 mod p-1 resultiert, berechnet der Teilnehmer A zunächst Lb = Mabzla* mod p, Lc = Mac2la mod p und La = g223 mod p, und dann den gemeinsamen Schlüssel k nach der Funktion k = f(La,Lb,Lc) = La-Lb-Lc mod p = g72a + 72b + üc mod p.
Analog berechnen die Teilnehmer B und C den gemeinsamen Schlüssel k.
Das oben beschriebene Verfahren kommt mit der minimalen Anzahl von zwei Runden zwischen den Teilnehmern Tl-Tn aus. Bezugszeichenaufstellung
TI - Tn Teilnehmer 1 bis n Ti unbestimmter Teilnehmer aus TI -Tn
Tj alle weiteren Teilnehmer des Verfahrens außer dem Teilnehmer Ti
G öffentlich bekannte mathematische Gruppe
G öffentlich bekanntes Element der Gruppe g p große Primzahl zl erste Zufallszahl aus der Menge (1 , p-2) zl * Zahl, mit der die Potenzierung eines Elements der Gruppe g mit der ersten Zufallszahl zi wieder aufgehoben wird
N Nachricht
Ni Nachricht eines unbestimmten Teilnehmers
Nj Nachricht aller weiteren Teilnehmer (außer der Nachricht des Teilnehmers Ti) z2 zweite Zufallszahl
Mij Nachricht, die aus der ersten Nachricht Ni und der zweiten Zufallszahl z2j erzeugt wird
Lj Wert, der aus Mij und zlj* gebildet wird.

Claims

Verfahren zur Schlüsselvereinbarung für eine Gruppe von mindestens drei Teilnehmern
(3) Patentansprüche:
T. Verfahren zur Schlüsselvereinbarung für eine Gruppe von mindestens drei Teilnehmern Tl-Tn mit einer öffentlich bekannten mathematischen Gruppe G und einem öffentlich bekannten Element der Gruppe g € G von großer Ordnung, d a d u r c h g e k e n n z e i c h n e t , daß
a) jeder Teilnehmer (Ti) aus dem öffentlich bekannten Element der Gruppe g e G und aus einer aus der Menge (l,...p-2) gewählten bzw. erzeugten ersten Zufallszahl (zli), welche teilerfremd zur Zahl p-1 ist, nach der Funktion Ni = gz eine erste Nachricht Ni erzeugt und an alle anderen Teilnehmer (Tj) sendet, daß
b) jeder Teilnehmer (Ti) eine zweite Zufallszahl (z2i) wählt bzw. erzeugt und für jeden Teilnehmer (Tj) aus der von diesem Teilnehmer (Tj) empfangenen ersten Nachricht (Nj) und der zweiten Zufallszahl (z2i) nach der Beziehung Mji:=(Nj)z2' mod p eine zweite Nachricht (Mji) erzeugt und bestimmungsgemäß an die jeweiligen Teilnehmer (Tj) zurücksendet, und daß
c) jeder Teilnehmer (Ti), ausgehend von dem Sachverhalt, daß die erste Zufallszahl zli aus der Menge (l,...,p-2) resultiert und teilerfremd zur Zahl p-1 ist, zur ersten Zufallszahl (zli) die dazugehörige Zahl (zli*) ermittelt, welche den Effekt der Potenzierung eines Elements der Gruppe G mit der ersten Zufallszahl (zli) nach der
Beziehung g = (gzll)z * wieder aufhebt, und daß jeder Teilnehmer (Ti) zunächst die Werte (Lj) und (Li) gemäß Lj := Mijzh* mod p = g22-" mod p für j≠i und Li := g221 mod p berechnet und danach den zu etablierenden Schlüssel nach der Beziehung k: = f(Ll,L2,...,Ln) ermittelt, wobei f eine Funktion ist, die symmetrisch in ihren Argumenten ist.
2. Verfahren nach Anspruch 1 , dadurch gekennzeichnet, daß für die Funktion f die Funktion f(L 1 ,L2,...,Ln) := LI -L2-...-Ln mod p = g221 +z22 + " +z2n mod p verwendet wird.
3. Verfahren nach Anspruch 1, dadurch gekennzeichnet, daß die erste Zufallszahl (zli*), welche den Effekt der Potenzierung eines Elements der Gruppe (g) mit der ersten Zufallsahl (zli) wieder aufhebt, mittels des erweiterten euklidischen Algorithmus ermittelt wird.
EP00944022A 1999-08-12 2000-07-10 Verfahren zur schlüsselvereinbarung für eine gruppe von mindestens drei teilnehmern Withdrawn EP1208668A1 (de)

Applications Claiming Priority (3)

Application Number Priority Date Filing Date Title
DE1999138197 DE19938197A1 (de) 1999-08-12 1999-08-12 Verfahren zur Schlüsselvereinbarung für eine Gruppe von mindestens drei Teilnehmern
DE19938197 1999-08-12
PCT/EP2000/006511 WO2001013568A1 (de) 1999-08-12 2000-07-10 Verfahren zur schlüsselvereinbarung für eine gruppe von mindestens drei teilnehmern

Publications (1)

Publication Number Publication Date
EP1208668A1 true EP1208668A1 (de) 2002-05-29

Family

ID=7918150

Family Applications (1)

Application Number Title Priority Date Filing Date
EP00944022A Withdrawn EP1208668A1 (de) 1999-08-12 2000-07-10 Verfahren zur schlüsselvereinbarung für eine gruppe von mindestens drei teilnehmern

Country Status (4)

Country Link
EP (1) EP1208668A1 (de)
AU (1) AU5826700A (de)
DE (1) DE19938197A1 (de)
WO (1) WO2001013568A1 (de)

Family Cites Families (10)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
DE3915262A1 (de) * 1988-05-18 1989-11-30 Asea Brown Boveri Verfahren zur erzeugung von authentifizierten geheimschluesseln
CH678134A5 (en) * 1989-01-13 1991-07-31 Ascom Radiocom Ag Authenticated cryptographic key exchange in digital subscriber network - using preliminary phase of multiplication in finite galois field with random number selection for public key
DE3905703C2 (de) * 1989-02-24 1998-01-22 Ascom Radiocom Ag Verfahren zur elektronischen Signatur
US5651066A (en) * 1994-04-28 1997-07-22 Nippon Telegraph And Telephone Corporation Cipher key distribution system effectively preventing illegitimate use and charging of enciphered information
US5602917A (en) * 1994-12-30 1997-02-11 Lucent Technologies Inc. Method for secure session key generation
DE19514084C1 (de) * 1995-04-13 1996-07-11 Siemens Ag Verfahren zum rechnergestützten Austausch kryptographischer Schlüssel zwischen einer Benutzercomputereinheit U und einer Netzcomputereinheit N
DE19518546C1 (de) * 1995-05-19 1996-08-01 Siemens Ag Verfahren zum rechnergestützten Austausch kryptographischer Schlüssel zwischen einer Benutzercomputereinheit U und einer Netzcomputereinheit N
DE19518544C1 (de) * 1995-05-19 1996-08-01 Siemens Ag Verfahren zum rechnergestützten Austausch kryptographischer Schlüssel zwischen einer Benutzercomputereinheit und einer Netzcomputereinheit
DE19518545C1 (de) * 1995-05-19 1996-07-04 Siemens Ag Verfahren zum rechnergestützten Austausch kryptographischer Schlüssel zwischen einer Benutzercomputereinheit und einer Netzcomputereinheit
DE19847944A1 (de) * 1998-10-09 2000-04-13 Deutsche Telekom Ag Verfahren zum Etablieren eines gemeinsamen Schlüssels zwischen einer Zentrale und einer Gruppe von Teilnehmern

Non-Patent Citations (1)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Title
See references of WO0113568A1 *

Also Published As

Publication number Publication date
DE19938197A1 (de) 2001-03-08
WO2001013568A1 (de) 2001-02-22
AU5826700A (en) 2001-03-13

Similar Documents

Publication Publication Date Title
DE69633590T2 (de) Verfahren zur Unterschrift und zur Sitzungsschlüsselerzeugung
DE602004004029T2 (de) Verfahren zur Verteilung von Konferenzschlüsseln, gemäss einem identitätsbasierten Verschlüsselungssystem
DE60313704T2 (de) Verfahren und Vorrichtung zur Erzeugung eines Geheimschlüssels
DE69938624T2 (de) Robuste und effiziente verteilte erzeugung eines rsa-schlüssels
DE69918818T2 (de) Verfahren zur Erzeugung eines öffentlichen Schlüssels in einem sicheren digitalen Kommunikationssystem und implizites Zertifikat
DE60006147T2 (de) Schlüsselzustimmungsprotokoll mit getrennten Schlüsseln
DE60303018T2 (de) Mehrbenutzerschlüsselerzeugung auf polynombasis und Authentisierungsverfahren uns System
DE69534192T2 (de) Verfahren zur gemeinsamen Nutzung einer geheimen Information, zur Erzeugung einer digitalen Unterschrift und zur Ausführung einer Beglaubigung in einem Kommunikationssystem mit mehreren Informationsverarbeitungseinrichtungen und Kommunikationssystem zur Anwendung dieses Verfahrens
DE69311581T2 (de) Verfahren und system zur authentifizierten sicheren schlüsselverteilung in einem kommunikationssystem
EP1793525B1 (de) Verfahren zum Ändern eines Gruppenschlüssels in einer Gruppe von Netzelementen in einem Netz
CH694603A5 (de) Identifizierungsverfahren.
EP0472714A1 (de) Verfahren zur authentifizierung eines eine datenstation benutzenden anwenders
DE69838258T2 (de) Public-Key-Datenübertragungssysteme
EP1080557A2 (de) Verfahren und anordnung zum rechnergestützten austausch kryptographischer schlüssel zwischen einer ersten computereinheit und einer zweiten computereinheit
DE60207691T2 (de) Verfahren zur prüfbaren teilung eines geheimnisses in potentiell asynchronen netzwerken
DE602004006373T2 (de) Verfahren und Vorrichtungen zur Erstellung fairer Blindunterschriften
EP1119942B1 (de) Verfahren zum etablieren eines gemeinsamen kryptografischen schüssels für n teilnehmer
EP1119941B1 (de) Verfahren zum etablieren eines gemeinsamen schlüssels zwischen einer zentrale und einer gruppe von teilnehmern
EP1208669B1 (de) Verfahren zum etablieren eines gemeinsamen schlüssels für eine gruppe von mindestens drei teilnehmern
WO2001013568A1 (de) Verfahren zur schlüsselvereinbarung für eine gruppe von mindestens drei teilnehmern
DE69006774T2 (de) Verfahren zum Verschlüsseln einer Folge, die aus mindestens einem Symbol besteht.
EP1286494B1 (de) Verfahren zur Erzeugung eines asymmetrischen kryptografischen Gruppenschlüsselpaares
DE102006036165B3 (de) Verfahren zur Etablierung eines geheimen Schlüssels zwischen zwei Knoten in einem Kommunikationsnetzwerk
EP0481121A1 (de) Authentifizierung für verschlüsselte Kommunikation
WO2013189909A1 (de) Verfahren zur zumindest einseitig authentisierten, sicheren kommunikation zwischen zwei kommunikationspartnern

Legal Events

Date Code Title Description
PUAI Public reference made under article 153(3) epc to a published international application that has entered the european phase

Free format text: ORIGINAL CODE: 0009012

17P Request for examination filed

Effective date: 20020312

AK Designated contracting states

Kind code of ref document: A1

Designated state(s): AT BE CH CY DE DK ES FI FR GB GR IE IT LI LU MC NL PT SE

STAA Information on the status of an ep patent application or granted ep patent

Free format text: STATUS: THE APPLICATION HAS BEEN WITHDRAWN

18W Application withdrawn

Withdrawal date: 20020513