JP2000039841A - 秘密鍵分散方法およびプログラム記録媒体 - Google Patents
秘密鍵分散方法およびプログラム記録媒体Info
- Publication number
- JP2000039841A JP2000039841A JP10209056A JP20905698A JP2000039841A JP 2000039841 A JP2000039841 A JP 2000039841A JP 10209056 A JP10209056 A JP 10209056A JP 20905698 A JP20905698 A JP 20905698A JP 2000039841 A JP2000039841 A JP 2000039841A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- key
- information
- user
- secret
- enforcement
- 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.)
- Pending
Links
Abstract
(57)【要約】
【課題】 執行機関１５で共通鍵ＫＡＢが知られること
なく、また鍵保管機関Ｔｊの全てを用いなくてもセッシ
ョン鍵ＫＳを複製できる。 【解決手段】 ユーザ秘密鍵Ｓｉを、ｆ（０）＝Ｓｉ＋
ａ1 ｘ＋ａ2 ｘ2 ＋…＋ａt-1 ｘt-1 を設定する。ｔは
機関Ｔｊの数ｗに対し２＜ｔ＜ｗなる値であり、ｓij＝
ｆ（ｘｊ）を計算して各Ｔｊに分散登録し、ｘｊ、これ
とＴｊの関係を公開する。機関１５がＫＳを複製する際
は、各Ｔｊはシステム秘密分割情報Ｉｊ，ij（Ｉ＝Πj
Ｉｊ，ｉ＝Σj ij）を受取り、ｓＡｊ，Ｉｊ、相手ユー
ザ公開鍵ＰＢと、Ａ１ｊ＝Πj （ｑ／（ｑ−ｊ）（ｑは
ｊ以外の１〜ｔ）を用いてＫｊ＝ＩｊＰＢsAjAj1を求め
て機関１５へ送り、機関１５はＫ′＝Ｋ1 ・Ｋ2 ・Ｋ3
＝Ｉ・ｇsAsBを計算して各Ｔｊへ送り、各ＴｊはＫｊ′
＝Ｄij・ K'・ ED（ＥＤは執行同意情報）を計算して機関
１５へ送り、機関１５はＫＳ＝Ｋ1 ′・Ｋ2 ′・Ｋ3′
を求める。
なく、また鍵保管機関Ｔｊの全てを用いなくてもセッシ
ョン鍵ＫＳを複製できる。 【解決手段】 ユーザ秘密鍵Ｓｉを、ｆ（０）＝Ｓｉ＋
ａ1 ｘ＋ａ2 ｘ2 ＋…＋ａt-1 ｘt-1 を設定する。ｔは
機関Ｔｊの数ｗに対し２＜ｔ＜ｗなる値であり、ｓij＝
ｆ（ｘｊ）を計算して各Ｔｊに分散登録し、ｘｊ、これ
とＴｊの関係を公開する。機関１５がＫＳを複製する際
は、各Ｔｊはシステム秘密分割情報Ｉｊ，ij（Ｉ＝Πj
Ｉｊ，ｉ＝Σj ij）を受取り、ｓＡｊ，Ｉｊ、相手ユー
ザ公開鍵ＰＢと、Ａ１ｊ＝Πj （ｑ／（ｑ−ｊ）（ｑは
ｊ以外の１〜ｔ）を用いてＫｊ＝ＩｊＰＢsAjAj1を求め
て機関１５へ送り、機関１５はＫ′＝Ｋ1 ・Ｋ2 ・Ｋ3
＝Ｉ・ｇsAsBを計算して各Ｔｊへ送り、各ＴｊはＫｊ′
＝Ｄij・ K'・ ED（ＥＤは執行同意情報）を計算して機関
１５へ送り、機関１５はＫＳ＝Ｋ1 ′・Ｋ2 ′・Ｋ3′
を求める。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】この発明は、暗号通信システ
ムにおいて、法律または契約等に基づき、通信中または
データベース等に蓄積された暗号文を解読する権限を有
する執行機関が、その定めの範囲内に限り暗号文を解読
できるようにすると同時に、その定めを逸脱して執行機
関が不当に暗号文を解読することによってユーザ（利用
者）のプライバシーが侵害されることがないようにする
ための秘密鍵分散方法およびそのプログラム記録媒体に
関する。
ムにおいて、法律または契約等に基づき、通信中または
データベース等に蓄積された暗号文を解読する権限を有
する執行機関が、その定めの範囲内に限り暗号文を解読
できるようにすると同時に、その定めを逸脱して執行機
関が不当に暗号文を解読することによってユーザ（利用
者）のプライバシーが侵害されることがないようにする
ための秘密鍵分散方法およびそのプログラム記録媒体に
関する。
【０００２】
【従来の技術】近年、暗号化技術は情報化社会を担う基
盤技術として広く研究され、極めて強力な暗号化技術が
開発されてきている。一方で、強力な暗号化技術が開発
されるにつれ、今度は暗号化技術自体が反社会的行為に
利用される懸念が広まっている。しかし、現在の暗号化
技術ではいかなるものも通信の盗聴が出来ないことを目
的としているため、仮に反社会的行為に利用されていた
としてもそれを認知したりあるいは摘発したりすること
は出来ない。
盤技術として広く研究され、極めて強力な暗号化技術が
開発されてきている。一方で、強力な暗号化技術が開発
されるにつれ、今度は暗号化技術自体が反社会的行為に
利用される懸念が広まっている。しかし、現在の暗号化
技術ではいかなるものも通信の盗聴が出来ないことを目
的としているため、仮に反社会的行為に利用されていた
としてもそれを認知したりあるいは摘発したりすること
は出来ない。
【０００３】また、企業防衛の観点から社内の重要なフ
ァイルなどを暗号化して保管しておく等の対策を取って
いる企業も見受けられるようになったが、一方で事故や
災害、その他何らかの理由によって暗号化されたファイ
ルが復号できなくなる事態が発生した場合でも、現在の
暗号化技術ではそのファイルを復号する手段はもはや存
在せず、そのファイルは永遠に利用不可能なものとな
る。
ァイルなどを暗号化して保管しておく等の対策を取って
いる企業も見受けられるようになったが、一方で事故や
災害、その他何らかの理由によって暗号化されたファイ
ルが復号できなくなる事態が発生した場合でも、現在の
暗号化技術ではそのファイルを復号する手段はもはや存
在せず、そのファイルは永遠に利用不可能なものとな
る。
【０００４】このため、ある一定の条件下において法律
または契約等に基づく執行機関が暗号文を解読できるよ
うにする技術が欧米を中心に検討されており、これらは
キーリカバリーまたはキーエスクローという名前で呼ば
れている。これらの技術は、暗号通信を行うときに使用
したセッション鍵に関する情報をＤＲＦ（Data Recover
y Field ）又はＬＥＡＦ（Law Enforcement Access Fie
ld) 等の付加データの中に格納、もしくは鍵管理機関に
管理させておき、裁判所命令あるいは契約等により暗号
文解読の許可が発せられたとき、執行機関は鍵管理機関
の協力の下、セッション鍵に関する情報からセッション
鍵を復元して暗号文を解読することができるようにする
ものである。最近では、さまざまなタイプのキーリカバ
リー（キーエスクロー）方式が提案されており、なかで
もDiffie-Hellman型の鍵配送方式（W.Diffie, M.E.Hell
man,“ New Directions in Cryptography,”IEEE Trans
actions in Information Theory IT-22, pp.644-655,19
76）を応用した方式が見受けられるようになった。この
方式の特徴としては、通信当事者は、ユーザの秘密情報
と相手ユーザの公開情報とから互いに共通の鍵を生成で
きるため、対象ユーザが送信側、受信側に関わらず、暗
号文の解読が可能になる点が挙げられる。
または契約等に基づく執行機関が暗号文を解読できるよ
うにする技術が欧米を中心に検討されており、これらは
キーリカバリーまたはキーエスクローという名前で呼ば
れている。これらの技術は、暗号通信を行うときに使用
したセッション鍵に関する情報をＤＲＦ（Data Recover
y Field ）又はＬＥＡＦ（Law Enforcement Access Fie
ld) 等の付加データの中に格納、もしくは鍵管理機関に
管理させておき、裁判所命令あるいは契約等により暗号
文解読の許可が発せられたとき、執行機関は鍵管理機関
の協力の下、セッション鍵に関する情報からセッション
鍵を復元して暗号文を解読することができるようにする
ものである。最近では、さまざまなタイプのキーリカバ
リー（キーエスクロー）方式が提案されており、なかで
もDiffie-Hellman型の鍵配送方式（W.Diffie, M.E.Hell
man,“ New Directions in Cryptography,”IEEE Trans
actions in Information Theory IT-22, pp.644-655,19
76）を応用した方式が見受けられるようになった。この
方式の特徴としては、通信当事者は、ユーザの秘密情報
と相手ユーザの公開情報とから互いに共通の鍵を生成で
きるため、対象ユーザが送信側、受信側に関わらず、暗
号文の解読が可能になる点が挙げられる。
【０００５】ここでは電子通信情報学会主催 暗号と情
報セキュリティシンポジューム（ＳＣＩＳ）９８−５．
２．Ｃ（黒田、神田、宮崎、桜井「国際間通信における
鍵寄託方式に関する一考察」）を例として説明する。図
７Ａに示すようにユーザがシステム加入時に、ユーザ装
置ｉは秘密鍵Ｓｉを自己の属する鍵保管機関装置１〜３
に分割してｓi1，ｓi2，ｓi3として送り、各鍵保管機関
装置ｊとの間で図７Ｂに示すように部分鍵ｓｉｊを共有
する。つまりユーザ装置ｉ、鍵保管機関装置ｊでそれぞ
れ乱数ｒｉｊ，ｒｊを生成し、更にそれぞれｇ＾ｒｉ
ｊ，ｇ＾ｒｊを計算して鍵保管機関装置ｊ、ユーザ装置
ｉへ送信し、両者で共通の部分鍵ｇ＾（ｒｉｊ，ｒｊ）
を生成する。ここでＡ＾ＢはＡBを表わす。以下も同様
である。
報セキュリティシンポジューム（ＳＣＩＳ）９８−５．
２．Ｃ（黒田、神田、宮崎、桜井「国際間通信における
鍵寄託方式に関する一考察」）を例として説明する。図
７Ａに示すようにユーザがシステム加入時に、ユーザ装
置ｉは秘密鍵Ｓｉを自己の属する鍵保管機関装置１〜３
に分割してｓi1，ｓi2，ｓi3として送り、各鍵保管機関
装置ｊとの間で図７Ｂに示すように部分鍵ｓｉｊを共有
する。つまりユーザ装置ｉ、鍵保管機関装置ｊでそれぞ
れ乱数ｒｉｊ，ｒｊを生成し、更にそれぞれｇ＾ｒｉ
ｊ，ｇ＾ｒｊを計算して鍵保管機関装置ｊ、ユーザ装置
ｉへ送信し、両者で共通の部分鍵ｇ＾（ｒｉｊ，ｒｊ）
を生成する。ここでＡ＾ＢはＡBを表わす。以下も同様
である。
【０００６】図７Ａに示すように各鍵保管機関装置１〜
３はｇ＾ｓi1，ｇ＾ｓi2，ｇ＾ｓi3を鍵登録機関装置へ
送り、ユーザ公開鍵Ｐｉ＝ｇ＾ｓi1，ｇ＾ｓi2，ｇ＾ｓ
i3＝ｇ＾Ｓｉを生成する。このようにして秘密鍵Ｓｉを
分割管理し、かつシステム秘密情報を各鍵管理機関装置
に予め保持させることにより、法執行段階で、秘密鍵を
露呈させずに暗号文をセッション鍵を複製して暗号文を
復号することができる。
３はｇ＾ｓi1，ｇ＾ｓi2，ｇ＾ｓi3を鍵登録機関装置へ
送り、ユーザ公開鍵Ｐｉ＝ｇ＾ｓi1，ｇ＾ｓi2，ｇ＾ｓ
i3＝ｇ＾Ｓｉを生成する。このようにして秘密鍵Ｓｉを
分割管理し、かつシステム秘密情報を各鍵管理機関装置
に予め保持させることにより、法執行段階で、秘密鍵を
露呈させずに暗号文をセッション鍵を複製して暗号文を
復号することができる。
【０００７】
【発明が解決しようとする課題】この従来の方法の問題
点は、暗号文を復号する際に、部分鍵をもつ鍵保管機関
装置が一つでも欠けると、復号が不可能となる点であ
る。また、最初にシステム秘密情報が配られてしまうた
めに、システムに加入するユーザは預ける鍵保管機関装
置もその数も限定された。
点は、暗号文を復号する際に、部分鍵をもつ鍵保管機関
装置が一つでも欠けると、復号が不可能となる点であ
る。また、最初にシステム秘密情報が配られてしまうた
めに、システムに加入するユーザは預ける鍵保管機関装
置もその数も限定された。
【０００８】この発明の目的は、法執行段階で秘密鍵が
現れないようにした上で、分散した秘密情報の全部が揃
わなくても暗号文を復号できるようにすることと、ユー
ザが自由に秘密の寄託情報（部分鍵、分散情報）を寄託
する鍵保管機関装置とその数を設定できるようにするこ
とである。
現れないようにした上で、分散した秘密情報の全部が揃
わなくても暗号文を復号できるようにすることと、ユー
ザが自由に秘密の寄託情報（部分鍵、分散情報）を寄託
する鍵保管機関装置とその数を設定できるようにするこ
とである。
【０００９】
【課題を解決するための手段】上記目的を達成するため
の方法として、秘密鍵の分散方法としては、Pedersenの
ＶＳＳ（Verifiable Secret Sharing)（Torben Pryds P
edersen “Non-Interactive and Information-Theoreti
c secure Verifiable Secret Sharing”，Crypto'91)の
方法を採用し、これに法執行段階においてシステム秘密
情報を生成する方法とを組み合わせた。Pedersenの秘密
分散方法によると、秘密鍵を預けたｗ人（機関）のう
ち、ｔ人（機関）集まらなければ秘密鍵は得られない。
また、預かった機関は預かった情報が確かに秘密鍵を復
元できる正しい情報であるということを、秘密鍵を復元
することなく確認することができる。システム秘密情報
については、システム構築段階ではなく、法執行段階に
おいて、暗号文の復号に協力する鍵保管機関装置が確定
した時点でシステム秘密情報を生成配布する。作用 PedersenのＶＳＳと、法執行段階でシステム秘密情報を
生成配布する方法とを組み合わせることにより、法執行
段階において秘密鍵を露呈させることなく、Pedersenの
ＶＳＳの特徴を生かすことができるようになった。
の方法として、秘密鍵の分散方法としては、Pedersenの
ＶＳＳ（Verifiable Secret Sharing)（Torben Pryds P
edersen “Non-Interactive and Information-Theoreti
c secure Verifiable Secret Sharing”，Crypto'91)の
方法を採用し、これに法執行段階においてシステム秘密
情報を生成する方法とを組み合わせた。Pedersenの秘密
分散方法によると、秘密鍵を預けたｗ人（機関）のう
ち、ｔ人（機関）集まらなければ秘密鍵は得られない。
また、預かった機関は預かった情報が確かに秘密鍵を復
元できる正しい情報であるということを、秘密鍵を復元
することなく確認することができる。システム秘密情報
については、システム構築段階ではなく、法執行段階に
おいて、暗号文の復号に協力する鍵保管機関装置が確定
した時点でシステム秘密情報を生成配布する。作用 PedersenのＶＳＳと、法執行段階でシステム秘密情報を
生成配布する方法とを組み合わせることにより、法執行
段階において秘密鍵を露呈させることなく、Pedersenの
ＶＳＳの特徴を生かすことができるようになった。
【００１０】PedersenのＶＳＳを用いたことにより、秘
密鍵を預けたｗ機関のうちｔ機関以上集まれば暗号文を
復号することができるようになった。システム秘密情報
を法執行段階において、暗号文の復号に協力する鍵保管
機関が確定した時点で生成配布することにより、ユーザ
ごとにシステム秘密情報を設定することができるように
なった。
密鍵を預けたｗ機関のうちｔ機関以上集まれば暗号文を
復号することができるようになった。システム秘密情報
を法執行段階において、暗号文の復号に協力する鍵保管
機関が確定した時点で生成配布することにより、ユーザ
ごとにシステム秘密情報を設定することができるように
なった。
【００１１】
【発明の実施の形態】以下、この発明の一実施例を図面
を用いて説明する。図１はこの発明の一実施例のシステ
ム構成とデータの授受とを示す。ユーザ装置１１Ａ、ユ
ーザ装置１１Ｂはそれぞれの国内秘密鍵をそれぞれ複数
の機関よりなるその国の鍵保管機関装置１２Ａ，１２Ｂ
に分割して登録する。またシステム公開情報、公開鍵、
ユーザ国際公開鍵、ユーザ国内公開鍵が公開鍵登録機関
装置１３に登録される。鍵保管機関装置１２Ａ，１２Ｂ
に対する上層の上層鍵保管機関装置（国際第３機関装
置）１４とが設けられ、法執行機関装置１５が存在して
いる。
を用いて説明する。図１はこの発明の一実施例のシステ
ム構成とデータの授受とを示す。ユーザ装置１１Ａ、ユ
ーザ装置１１Ｂはそれぞれの国内秘密鍵をそれぞれ複数
の機関よりなるその国の鍵保管機関装置１２Ａ，１２Ｂ
に分割して登録する。またシステム公開情報、公開鍵、
ユーザ国際公開鍵、ユーザ国内公開鍵が公開鍵登録機関
装置１３に登録される。鍵保管機関装置１２Ａ，１２Ｂ
に対する上層の上層鍵保管機関装置（国際第３機関装
置）１４とが設けられ、法執行機関装置１５が存在して
いる。
【００１２】システム構築時の動作を図２に示す。以下
の方法は、国内秘密鍵、公開鍵に対しても、国際秘密
鍵、公開鍵に対しても適用することができる。 ステップＡ１：上層部鍵管理機関装置は、情報生成手段
において次のシステム情報を用意する。（１）大きな素
数ｐ，（２）ｐの原始元ｇ 以下の動作はすべて法ｐの下で行われる。
の方法は、国内秘密鍵、公開鍵に対しても、国際秘密
鍵、公開鍵に対しても適用することができる。 ステップＡ１：上層部鍵管理機関装置は、情報生成手段
において次のシステム情報を用意する。（１）大きな素
数ｐ，（２）ｐの原始元ｇ 以下の動作はすべて法ｐの下で行われる。
【００１３】ステップＡ２：上層部鍵管理機関装置また
は鍵登録機関装置はｐ，ｇをシステム公開情報として全
ての加入ユーザ及び加入機関に公開する。 ステップＡ３：上層部鍵管理機関装置、または鍵登録機
関装置は各鍵保管機関装置１２ｊに分散情報を生成する
種（ｓｅｅｄ）となるシステム分散情報ｘｊを配布す
る。またどの鍵保管機関装置１２にどのシステム分散情
報ｘｊが配布されたかは公開する。ｘｊは、０＜ｘｊ＜
ｐであり、鍵保管機関Ｔｊの装置Ｔ2 ｊに、ｘｊが対応
する。
は鍵登録機関装置はｐ，ｇをシステム公開情報として全
ての加入ユーザ及び加入機関に公開する。 ステップＡ３：上層部鍵管理機関装置、または鍵登録機
関装置は各鍵保管機関装置１２ｊに分散情報を生成する
種（ｓｅｅｄ）となるシステム分散情報ｘｊを配布す
る。またどの鍵保管機関装置１２にどのシステム分散情
報ｘｊが配布されたかは公開する。ｘｊは、０＜ｘｊ＜
ｐであり、鍵保管機関Ｔｊの装置Ｔ2 ｊに、ｘｊが対応
する。
【００１４】次に、ユーザ装置１１がシステムに加入す
る段階を図３及び図４に示す。 ステップＢ１：ユーザ装置１１は、秘密鍵を分散して預
けるために、ｗ（ｗ＜ｐ）個の鍵保管機関Ｔｊの装置１
２ｊ（２≦ｊ＜ｗ）を選ぶ。 ステップＢ２：ユーザの装置１１は、秘密鍵Ｓｉを生成
し、復元（recovery）のしきい値ｔ（２≦ｔ≦ｗ）を決
め、関数ｆ（ｘ）＝Ｓｉ＋ａ1 ｘ＋ａ2 ｘ＾（２）＋…
＋ａt-1 ｘ＾（ｔ−１）を生成する。また、秘密鍵Ｓｉ
に対応する公開鍵Ｐｉ＝ｇ＾（Ｓｉ）を鍵登録機関装置
１３に送り、登録公開する。ここでａ＾（ｂ）はａb を
表わす（以下も同様）。
る段階を図３及び図４に示す。 ステップＢ１：ユーザ装置１１は、秘密鍵を分散して預
けるために、ｗ（ｗ＜ｐ）個の鍵保管機関Ｔｊの装置１
２ｊ（２≦ｊ＜ｗ）を選ぶ。 ステップＢ２：ユーザの装置１１は、秘密鍵Ｓｉを生成
し、復元（recovery）のしきい値ｔ（２≦ｔ≦ｗ）を決
め、関数ｆ（ｘ）＝Ｓｉ＋ａ1 ｘ＋ａ2 ｘ＾（２）＋…
＋ａt-1 ｘ＾（ｔ−１）を生成する。また、秘密鍵Ｓｉ
に対応する公開鍵Ｐｉ＝ｇ＾（Ｓｉ）を鍵登録機関装置
１３に送り、登録公開する。ここでａ＾（ｂ）はａb を
表わす（以下も同様）。
【００１５】ステップＢ３：ユーザ装置１１は、分散情
報ｓｉｊ＝ｆ（ｘｊ）を計算し、対応する鍵保管機関Ｔ
ｊの装置１２ｊに送る。 ステップＢ４：鍵保管機関装置１２ｊは、ユーザ装置１
１と共有した分散情報ｓｉｊをユーザ秘密鍵管理データ
ベースにおいて厳重に保管する。分散情報ｓｉｊは正し
くはユーザ秘密鍵Ｓｉを分割分散させたものではないが
秘密鍵Ｓi12 その鍵保管機関装置１２ｊのｊに関連した
次数の多項式を付加した関数ｆ（ｘｊ）を各鍵保管機関
装置１２ｊに保持させて、見掛上Ｓｉを分散保持させた
かのようにしたものである。
報ｓｉｊ＝ｆ（ｘｊ）を計算し、対応する鍵保管機関Ｔ
ｊの装置１２ｊに送る。 ステップＢ４：鍵保管機関装置１２ｊは、ユーザ装置１
１と共有した分散情報ｓｉｊをユーザ秘密鍵管理データ
ベースにおいて厳重に保管する。分散情報ｓｉｊは正し
くはユーザ秘密鍵Ｓｉを分割分散させたものではないが
秘密鍵Ｓi12 その鍵保管機関装置１２ｊのｊに関連した
次数の多項式を付加した関数ｆ（ｘｊ）を各鍵保管機関
装置１２ｊに保持させて、見掛上Ｓｉを分散保持させた
かのようにしたものである。
【００１６】各鍵保管機関装置１２ｊが預かった分散情
報ｓｉｊが確かに秘密鍵Ｓｉを復号できる正しい情報で
あることの保証が必要な場合は、続いて以下のステップ
Ｂ５ステップＢ６の処理を行う。 ステップＢ５：ユーザ装置１１は公開情報Ｉ1 ＝ｇ＾
（ａ１），Ｉ2 ＝ｇ＾（ａ２），…，Ｉt-1 ＝ｇ＾（ａ
（ｔ−１））を、公開鍵Ｐｉと共に登録機関装置１３に
登録公開する。
報ｓｉｊが確かに秘密鍵Ｓｉを復号できる正しい情報で
あることの保証が必要な場合は、続いて以下のステップ
Ｂ５ステップＢ６の処理を行う。 ステップＢ５：ユーザ装置１１は公開情報Ｉ1 ＝ｇ＾
（ａ１），Ｉ2 ＝ｇ＾（ａ２），…，Ｉt-1 ＝ｇ＾（ａ
（ｔ−１））を、公開鍵Ｐｉと共に登録機関装置１３に
登録公開する。
【００１７】ステップＢ６：鍵保管機関Ｔｊ装置１２ｊ
は、預かった分散情報が正しいものであるかを確認する
ために、次の値が一致するかどうかの照合確認を行う。 ｇ＾(sｉｊ) ＝Ｐｉ・Ｉｉ＾(x1)・Ｉ2 ＾(x2)＾(2) ，
…，Ｉt-1 ＾（ｘｊ＾(t-1) ） 一致すれば、預かったｓｉｊ＝ｆ（ｘｊ）が正しいと判
定される。
は、預かった分散情報が正しいものであるかを確認する
ために、次の値が一致するかどうかの照合確認を行う。 ｇ＾(sｉｊ) ＝Ｐｉ・Ｉｉ＾(x1)・Ｉ2 ＾(x2)＾(2) ，
…，Ｉt-1 ＾（ｘｊ＾(t-1) ） 一致すれば、預かったｓｉｊ＝ｆ（ｘｊ）が正しいと判
定される。
【００１８】なお、ここではユーザ装置１１の秘密鍵Ｓ
ｉを分散登録する場合を説明したが、国際第３機関の秘
密鍵を、複数の鍵保管機関が分散して保持する場合も同
様の方法で実現される。また、ここでは秘密鍵の保持者
が鍵を分散するグループに含まれていない場合を説明し
たが、この発明はこれに限定せず、秘密鍵の保持者が分
散の一部を保持することも可能である。
ｉを分散登録する場合を説明したが、国際第３機関の秘
密鍵を、複数の鍵保管機関が分散して保持する場合も同
様の方法で実現される。また、ここでは秘密鍵の保持者
が鍵を分散するグループに含まれていない場合を説明し
たが、この発明はこれに限定せず、秘密鍵の保持者が分
散の一部を保持することも可能である。
【００１９】次にユーザ装置１１Ａとユーザ装置１１Ｂ
が暗号通信を行う場合の動作手順を図５に示す。なお、
送信側をユーザ装置１１Ａ、受信側をユーザ装置１１Ｂ
とする。 ユーザ装置１１Ａ側（送信者側）の動作 ステップＣ１：ユーザ装置１１Ａの国際秘密鍵ｘＡとユ
ーザ装置１１Ｂの国際公開鍵ＹＢ＝ｇ＾（ｘＢ）より両
ユーザ装置１１Ａ，１１ＢのＡＢ国際共通鍵ＺＡＢ＝ｇ
＾（ｘＡ・ｘＢ）を求める。
が暗号通信を行う場合の動作手順を図５に示す。なお、
送信側をユーザ装置１１Ａ、受信側をユーザ装置１１Ｂ
とする。 ユーザ装置１１Ａ側（送信者側）の動作 ステップＣ１：ユーザ装置１１Ａの国際秘密鍵ｘＡとユ
ーザ装置１１Ｂの国際公開鍵ＹＢ＝ｇ＾（ｘＢ）より両
ユーザ装置１１Ａ，１１ＢのＡＢ国際共通鍵ＺＡＢ＝ｇ
＾（ｘＡ・ｘＢ）を求める。
【００２０】ステップＣ２：ＡＢ国際共通鍵ＺＡＢを、
ｆ３（任意の共通鍵暗号方式）を用いて日時情報Ｄで暗
号化し、ＡＢ国際マスター鍵ＩＫＡＢを得る。ＩＫＡＢ
＝ｆ３（Ｄ，ＺＡＢ）、国際マスター鍵ＩＫＡＢとして
国際共通鍵ＺＡＢをそのまま用いる場合は、ＺＡＢをＩ
ＫＡＢとする。 ステップＣ３：ＩＫＡＢより、同意情報付加データＩＮ
Ｆを生成する。
ｆ３（任意の共通鍵暗号方式）を用いて日時情報Ｄで暗
号化し、ＡＢ国際マスター鍵ＩＫＡＢを得る。ＩＫＡＢ
＝ｆ３（Ｄ，ＺＡＢ）、国際マスター鍵ＩＫＡＢとして
国際共通鍵ＺＡＢをそのまま用いる場合は、ＺＡＢをＩ
ＫＡＢとする。 ステップＣ３：ＩＫＡＢより、同意情報付加データＩＮ
Ｆを生成する。
【００２１】（Ｃ３−１）Ｅ（任意の公開鍵暗号方式）
を用いて、国際第３機関の公開鍵ＰＩで、ＩＫＡＢを暗
号化して同意情報付加データＩＮＦとする。ＩＮＦ＝Ｅ
（ＰＩ，ＩＫＡＢ） （Ｃ３−２）ＩＮＦを添付情報の一つとしてＬＥＡＦ情
報に入れる。ＬＥＡＦ（Law Enforcement Access Fiel
d）情報は暗号文の信号に使われる情報が含まれ、暗号
文のヘッダに添付される。
を用いて、国際第３機関の公開鍵ＰＩで、ＩＫＡＢを暗
号化して同意情報付加データＩＮＦとする。ＩＮＦ＝Ｅ
（ＰＩ，ＩＫＡＢ） （Ｃ３−２）ＩＮＦを添付情報の一つとしてＬＥＡＦ情
報に入れる。ＬＥＡＦ（Law Enforcement Access Fiel
d）情報は暗号文の信号に使われる情報が含まれ、暗号
文のヘッダに添付される。
【００２２】ステップＣ４：ｆ２（任意の共通鍵暗号方
式）を用いて、国際マスター鍵ＩＫＡＢで、日時情報Ｄ
を暗号化し、執行同意情報ＥＤとする。ＥＤ＝ｆ２（Ｉ
ＫＡＢ，Ｄ） ステップＣ５：ユーザ装置１１Ａの国内秘密鍵ｓＡと、
ユーザ装置１１Ｂの国内公開鍵ＰＢ＝ｇ＾（ｓＢ）よ
り、ＡＢ国内共通鍵ＫＡＢ＝ｇ＾（ｓＡ・ｓＢ）を計算
する。
式）を用いて、国際マスター鍵ＩＫＡＢで、日時情報Ｄ
を暗号化し、執行同意情報ＥＤとする。ＥＤ＝ｆ２（Ｉ
ＫＡＢ，Ｄ） ステップＣ５：ユーザ装置１１Ａの国内秘密鍵ｓＡと、
ユーザ装置１１Ｂの国内公開鍵ＰＢ＝ｇ＾（ｓＢ）よ
り、ＡＢ国内共通鍵ＫＡＢ＝ｇ＾（ｓＡ・ｓＢ）を計算
する。
【００２３】ステップＣ６：先に計算した執行同意情報
ＥＤ、ＡＢ国内共通鍵ＫＡＢと、日時情報Ｄより、セッ
ション鍵ＫＳ＝Ｄ＾（ＫＡＢ・ＥＤ）を求める。 ステップＣ７：ＫＳで、ｆ１（任意の共通鍵暗号方式）
を用いて、メッセージ（平文）Ｍを暗号化する。Ｅ＝ｆ
１（ＫＳ，Ｍ） ステップＣ８：暗号文ＥとＬＥＡＦ情報をユーザ装置１
１Ｂに送付する。ユーザ装置１１Ｂ側（受信者側）の動
作 ステップＤ１：ユーザ装置１１Ｂの国際秘密鍵ｘＢとユ
ーザ装置１１Ａの国際公開鍵ＹＡ＝ｇ＾（ｘＡ）よりＡ
Ｂ国際共通鍵ＺＡＢ＝ｇ＾（ｘＡ・ｘＢ）を求める。
ＥＤ、ＡＢ国内共通鍵ＫＡＢと、日時情報Ｄより、セッ
ション鍵ＫＳ＝Ｄ＾（ＫＡＢ・ＥＤ）を求める。 ステップＣ７：ＫＳで、ｆ１（任意の共通鍵暗号方式）
を用いて、メッセージ（平文）Ｍを暗号化する。Ｅ＝ｆ
１（ＫＳ，Ｍ） ステップＣ８：暗号文ＥとＬＥＡＦ情報をユーザ装置１
１Ｂに送付する。ユーザ装置１１Ｂ側（受信者側）の動
作 ステップＤ１：ユーザ装置１１Ｂの国際秘密鍵ｘＢとユ
ーザ装置１１Ａの国際公開鍵ＹＡ＝ｇ＾（ｘＡ）よりＡ
Ｂ国際共通鍵ＺＡＢ＝ｇ＾（ｘＡ・ｘＢ）を求める。
【００２４】ステップＤ２：ＺＡＢを、ＬＥＡＦ情報よ
り取り出した日時情報Ｄでｆ３（任意の共通鍵暗号方
式）を用いて暗号化し、ＡＢ国際マスター鍵ＩＫＡＢを
得る。 ＩＫＡＢ＝ｆ３（Ｄ・ＺＡＢ） 国際共通鍵ＺＡＢをそのままＩＫＡＢとして用いている
場合は、ＺＡＢをＩＫＡＢとする。
り取り出した日時情報Ｄでｆ３（任意の共通鍵暗号方
式）を用いて暗号化し、ＡＢ国際マスター鍵ＩＫＡＢを
得る。 ＩＫＡＢ＝ｆ３（Ｄ・ＺＡＢ） 国際共通鍵ＺＡＢをそのままＩＫＡＢとして用いている
場合は、ＺＡＢをＩＫＡＢとする。
【００２５】ステップＤ３：ＩＫＡＢよりＩＮＦの正当
性を確認する照合確認を行う。（Ｄ３−１）国際第３機
関の公開鍵ＰＩで、Ｅ（任意の公開鍵暗号）を用いて、
ＩＫＡＢを暗号化してＥ＿｛ＰＩ｝［ＩＫＡＢ］を得
る。Ｅ（ＰＩ，ＩＫＡＢ） （Ｄ３−２）ＬＥＡＦ情報から執行同意付加データＩＮ
Ｆを取り出し、上で求めたＥ（ＰＩ，ＩＫＡＢ）と一致
すれば次のステップに進み、一致しない場合は動作を停
止する。
性を確認する照合確認を行う。（Ｄ３−１）国際第３機
関の公開鍵ＰＩで、Ｅ（任意の公開鍵暗号）を用いて、
ＩＫＡＢを暗号化してＥ＿｛ＰＩ｝［ＩＫＡＢ］を得
る。Ｅ（ＰＩ，ＩＫＡＢ） （Ｄ３−２）ＬＥＡＦ情報から執行同意付加データＩＮ
Ｆを取り出し、上で求めたＥ（ＰＩ，ＩＫＡＢ）と一致
すれば次のステップに進み、一致しない場合は動作を停
止する。
【００２６】ステップＤ４：ＩＫＡＢを用いて、ｆ２
（任意の共通鍵暗号方式）により、ＬＥＡ情報中の日時
情報Ｄを暗号化し、執行同意情報ＥＤを得る。ＥＤ＝ｆ
２（ＩＫＡＢ・Ｄ） ステップＤ５：ユーザ装置１１Ｂの国内秘密鍵ｓＢと、
ユーザ装置１１Ａの国内公開鍵ＰＡ＝ｇ＾（ｓＡ）よ
り、ＡＢ国内共通鍵 ＫＡＢ＝ｇ＾（ｓＡ・ｓＢ）を計
算する。
（任意の共通鍵暗号方式）により、ＬＥＡ情報中の日時
情報Ｄを暗号化し、執行同意情報ＥＤを得る。ＥＤ＝ｆ
２（ＩＫＡＢ・Ｄ） ステップＤ５：ユーザ装置１１Ｂの国内秘密鍵ｓＢと、
ユーザ装置１１Ａの国内公開鍵ＰＡ＝ｇ＾（ｓＡ）よ
り、ＡＢ国内共通鍵 ＫＡＢ＝ｇ＾（ｓＡ・ｓＢ）を計
算する。
【００２７】ステップＤ６：先に計算した執行同意情報
ＥＤ，ＫＡＢと、日時情報Ｄよりセッション鍵 ＫＳ＝
Ｄ＾（ＫＡＢ・ＥＤ）を求める。 ステップＤ７：ＫＳを用いて、ｆ１（任意の共通鍵暗号
方式）により、メッセージｆ１（ＫＳ，Ｍ）を復号化す
る。最後に、法律または契約等に基づいて執行機関装置
１５が暗号文解読またはセッション鍵複製を実行する場
合を図６に示す。
ＥＤ，ＫＡＢと、日時情報Ｄよりセッション鍵 ＫＳ＝
Ｄ＾（ＫＡＢ・ＥＤ）を求める。 ステップＤ７：ＫＳを用いて、ｆ１（任意の共通鍵暗号
方式）により、メッセージｆ１（ＫＳ，Ｍ）を復号化す
る。最後に、法律または契約等に基づいて執行機関装置
１５が暗号文解読またはセッション鍵複製を実行する場
合を図６に示す。
【００２８】ここで、執行機関装置１５は暗号文解読ま
たはセッション鍵複製を実行するに当たって必要な許可
証（例えば、裁判所の通信傍受検証令状、実施伺い書
等）を入手しているものとし、さらに通信回線を通じて
行われた通信データが蓄積手段に蓄積されているものと
する。また、許可証の対象となっているユーザ装置が１
１Ａであるとし、このときの通信相手がユーザ装置１１
Ｂであるとする。
たはセッション鍵複製を実行するに当たって必要な許可
証（例えば、裁判所の通信傍受検証令状、実施伺い書
等）を入手しているものとし、さらに通信回線を通じて
行われた通信データが蓄積手段に蓄積されているものと
する。また、許可証の対象となっているユーザ装置が１
１Ａであるとし、このときの通信相手がユーザ装置１１
Ｂであるとする。
【００２９】ステップＥ１：執行機関装置１５は、国際
第３機関装置１４に対し、許可証とともに認証子を提出
する。 ステップＥ２：国際第３機関装置１４は、許可証が正当
なものであるかどうかを確認し、かつ執行機関装置１５
が暗号文解読またはセッション鍵複製を実施しようとし
ている対象が許可証または法律、契約等に記された範囲
内であるかどうかを確認する。範囲外であると判断した
場合には請求を棄却する。
第３機関装置１４に対し、許可証とともに認証子を提出
する。 ステップＥ２：国際第３機関装置１４は、許可証が正当
なものであるかどうかを確認し、かつ執行機関装置１５
が暗号文解読またはセッション鍵複製を実施しようとし
ている対象が許可証または法律、契約等に記された範囲
内であるかどうかを確認する。範囲外であると判断した
場合には請求を棄却する。
【００３０】ステップＥ３：ユーザ装置１１Ｂが所属す
る各鍵保管機関装置１２ｊのセキュリティポリシーをチ
ェックし、各鍵保管機関装置１２ｊが暗号文解読に同意
するかどうかを確認する。このチェックの結果、不同意
とみなされた場合には執行機関装置１５の請求を棄却す
る。 ステップＥ４：同意が得られたと判断された場合には、
執行同意情報構成手段において、以下の計算を行い、執
行同意情報ＥＤを生成する。
る各鍵保管機関装置１２ｊのセキュリティポリシーをチ
ェックし、各鍵保管機関装置１２ｊが暗号文解読に同意
するかどうかを確認する。このチェックの結果、不同意
とみなされた場合には執行機関装置１５の請求を棄却す
る。 ステップＥ４：同意が得られたと判断された場合には、
執行同意情報構成手段において、以下の計算を行い、執
行同意情報ＥＤを生成する。
【００３１】ステップＥ４−１：国際第３機関装置１４
は自身の国際第３機関秘密鍵ＳＩを用いて、Ｅ（任意の
公開鍵暗号方式）により、ＬＥＡＦ情報から取り出した
同意情報付加データＩＮＦ＝Ｅ（ＰＩ，ＩＫＡＢ）を復
号化し、ＡＢ国際マスター鍵ＩＫＡＢを得る。 ステップＥ４−２：国際第３機関装置１４は、ＩＫＡＢ
を用いて、ｆ２（任意の共通鍵暗号方式）により、ＬＥ
ＡＦから取り出した日時情報Ｄを暗号化し、執行同意情
報ＥＤ＝ｆ２（ＩＫＡＢ，Ｄ）を得る。
は自身の国際第３機関秘密鍵ＳＩを用いて、Ｅ（任意の
公開鍵暗号方式）により、ＬＥＡＦ情報から取り出した
同意情報付加データＩＮＦ＝Ｅ（ＰＩ，ＩＫＡＢ）を復
号化し、ＡＢ国際マスター鍵ＩＫＡＢを得る。 ステップＥ４−２：国際第３機関装置１４は、ＩＫＡＢ
を用いて、ｆ２（任意の共通鍵暗号方式）により、ＬＥ
ＡＦから取り出した日時情報Ｄを暗号化し、執行同意情
報ＥＤ＝ｆ２（ＩＫＡＢ，Ｄ）を得る。
【００３２】ステップＥ５：国際第３機関装置１４は、
得られた執行同意情報ＥＤを執行機関装置１５に返送す
る。 ステップＥ６：上層部機関装置２２はＩ，ｉをシステム
秘密乱数として生成し、復号に必要な鍵保管機関装置１
２ｊの数、（ここではｔ＝３の場合で、最低必要数３と
する）に分割し、（Ｉ１，ｉ１）を鍵保管機関装置１２
1 に、（Ｉ２，ｉ２）を鍵保管機関装置１２2 に、（Ｉ
３，ｉ３）を鍵保管機関装置１２3 に安全かつ秘密裏に
送付する。
得られた執行同意情報ＥＤを執行機関装置１５に返送す
る。 ステップＥ６：上層部機関装置２２はＩ，ｉをシステム
秘密乱数として生成し、復号に必要な鍵保管機関装置１
２ｊの数、（ここではｔ＝３の場合で、最低必要数３と
する）に分割し、（Ｉ１，ｉ１）を鍵保管機関装置１２
1 に、（Ｉ２，ｉ２）を鍵保管機関装置１２2 に、（Ｉ
３，ｉ３）を鍵保管機関装置１２3 に安全かつ秘密裏に
送付する。
【００３３】ここで、Ｉ＝Ｉ1 ・Ｉ2 ・Ｉ3 mod （ｐ−
１）＝（ｉ1 ＋ｉ2 ＋ｉ3 ）-1mod（ｐ−１）を満た
す。このｔ＝３個の鍵保管機関は、最初に分散したｗ個
の鍵保管機関の中のどのｔ＝３個でもよい。 ステップＥ７：各鍵保管機関装置１２ｊはシステム秘密
乱数管理データベースにおいて、（Ｉｊ，ｉｊ）（ｊ＝
１，２，３）を厳重に保管する。なお、これはシステム
上極めて重要な秘密情報であり、いかなる場合でも外部
に流出することがないよう厳重に保管しなければならな
い。
１）＝（ｉ1 ＋ｉ2 ＋ｉ3 ）-1mod（ｐ−１）を満た
す。このｔ＝３個の鍵保管機関は、最初に分散したｗ個
の鍵保管機関の中のどのｔ＝３個でもよい。 ステップＥ７：各鍵保管機関装置１２ｊはシステム秘密
乱数管理データベースにおいて、（Ｉｊ，ｉｊ）（ｊ＝
１，２，３）を厳重に保管する。なお、これはシステム
上極めて重要な秘密情報であり、いかなる場合でも外部
に流出することがないよう厳重に保管しなければならな
い。
【００３４】ステップＥ８：執行機関装置１５は、ユー
ザ装置１１Ａが所属する各鍵保管機関装置１２ｊに対し
て、許可証とともに執行同意情報ＥＤ、日時情報Ｄを提
出する。 ステップＥ９：各鍵保管機関装置１２ｊは、許可証が正
当なものであるかどうかを確認し、かつ執行機関装置１
５が暗号文解読またはセッション鍵複製を実施しようと
している対象が許可証または法律、契約等に記された範
囲内であるかどうかを確認する。
ザ装置１１Ａが所属する各鍵保管機関装置１２ｊに対し
て、許可証とともに執行同意情報ＥＤ、日時情報Ｄを提
出する。 ステップＥ９：各鍵保管機関装置１２ｊは、許可証が正
当なものであるかどうかを確認し、かつ執行機関装置１
５が暗号文解読またはセッション鍵複製を実施しようと
している対象が許可証または法律、契約等に記された範
囲内であるかどうかを確認する。
【００３５】範囲外であると判断した場合には請求を棄
却する。 ステップＥ１０：各鍵保管機関装置１２ｊが適正な範囲
内であると認定した場合、各鍵保管機関装置１２ｊ（ｊ
＝１，２，…）は、ユーザ装置１１Ａの秘密鍵の分散情
報ｓＡｊと、逆行列成分Ａ１ｊと、相手ユーザ装置１１
Ｂの公開鍵ＰＢと、分割されたシステム秘密情報Ｉｊと
より、疑似国内共通鍵分割情報生成手段２４において、
疑似国内共通鍵分割情報Ｋｊ＝Ｉｊ・ＰＢ＾（ｓＡｊ・
Ａ１ｊ）を計算する。
却する。 ステップＥ１０：各鍵保管機関装置１２ｊが適正な範囲
内であると認定した場合、各鍵保管機関装置１２ｊ（ｊ
＝１，２，…）は、ユーザ装置１１Ａの秘密鍵の分散情
報ｓＡｊと、逆行列成分Ａ１ｊと、相手ユーザ装置１１
Ｂの公開鍵ＰＢと、分割されたシステム秘密情報Ｉｊと
より、疑似国内共通鍵分割情報生成手段２４において、
疑似国内共通鍵分割情報Ｋｊ＝Ｉｊ・ＰＢ＾（ｓＡｊ・
Ａ１ｊ）を計算する。
【００３６】ただしＡ１ｊはＡの逆行列Ａ-1の１行ｊ列
目の成分であり、行列Ａは各鍵保管機関装置１２ｊごと
に決められたシステム分散情報ｘｊからなる行列であっ
て、選んだ鍵保管機関装置１２ｊが１２1 、１２2 、１
２3 の場合は次式で表せる。 秘密鍵Ｓと逆行列成分Ａ１ｊとの間に次のような数学的
関係がある。
目の成分であり、行列Ａは各鍵保管機関装置１２ｊごと
に決められたシステム分散情報ｘｊからなる行列であっ
て、選んだ鍵保管機関装置１２ｊが１２1 、１２2 、１
２3 の場合は次式で表せる。 秘密鍵Ｓと逆行列成分Ａ１ｊとの間に次のような数学的
関係がある。
【００３７】 Ｓ＝Ａ１１・ｓ１＋Ａ１２・ｓ２＋Ａ１３・ｓ３ また、Ａ１ｊは次のように計算することができる。ｗ個
のｘｊから任意にｔ個選んだものをｘｋ（１≦ｋ≦ｘ）
とすると、Ａ１ｊ＝Πｘｋ／（ｘｋ−ｘｊ）により求ま
る。ただしΠは１≦ｋ≦ｔ，ｋ≠ｊについての積であ
る。
のｘｊから任意にｔ個選んだものをｘｋ（１≦ｋ≦ｘ）
とすると、Ａ１ｊ＝Πｘｋ／（ｘｋ−ｘｊ）により求ま
る。ただしΠは１≦ｋ≦ｔ，ｋ≠ｊについての積であ
る。
【００３８】ステップＥ１１：各鍵保管機関装置１２ｊ
は、Ｋｊ＝Ｉｊ・ＰＢ＾（ｓＡｊ・Ａｊ１）を執行機関
装置１５に送付する。 ステップＥ１２：執行機関装置１５は、各鍵保管機関装
置１２ｊから受け取ったＫｊすべてより、疑似国内共通
鍵生成手段２５において、疑似国内共通鍵Ｋ′＝Ｋ１・
Ｋ２…＝Ｉ・ｇ＾（ｓＡ・ｓＢ）＝Ｉ・ＫＡＢを計算す
る。
は、Ｋｊ＝Ｉｊ・ＰＢ＾（ｓＡｊ・Ａｊ１）を執行機関
装置１５に送付する。 ステップＥ１２：執行機関装置１５は、各鍵保管機関装
置１２ｊから受け取ったＫｊすべてより、疑似国内共通
鍵生成手段２５において、疑似国内共通鍵Ｋ′＝Ｋ１・
Ｋ２…＝Ｉ・ｇ＾（ｓＡ・ｓＢ）＝Ｉ・ＫＡＢを計算す
る。
【００３９】ステップＥ１３：執行機関装置１５は、疑
似国内共通鍵Ｋ′を各鍵保管機関装置１２ｊに送付す
る。 ステップＥ１４：各鍵保管機関装置１２ｊは、疑似国内
共通鍵Ｋ′と執行同意情報ＥＤとＬＥＡＦから取り出し
た日時情報Ｄと分割されたシステム秘密情報ijとから、
セッション鍵分割情報Ｋｊ′＝Ｄ＾（ｉｊ・Ｋ′・Ｅ
Ｄ）を計算する。
似国内共通鍵Ｋ′を各鍵保管機関装置１２ｊに送付す
る。 ステップＥ１４：各鍵保管機関装置１２ｊは、疑似国内
共通鍵Ｋ′と執行同意情報ＥＤとＬＥＡＦから取り出し
た日時情報Ｄと分割されたシステム秘密情報ijとから、
セッション鍵分割情報Ｋｊ′＝Ｄ＾（ｉｊ・Ｋ′・Ｅ
Ｄ）を計算する。
【００４０】ステップＥ１５：各鍵保管機関装置１２ｊ
は、Ｋｊ′を執行機関装置１５に送付する。 ステップＥ１６：執行機関装置１５は、各鍵保管機関装
置１２ｊから受け取ったすべてのセッション鍵分割情報
Ｋｊ′より、セッション鍵生成手段２６において、セッ
ション鍵ＫＳ＝Ｋ１′・Ｋ２′…＝Ｄ＾（ＫＡＢ・Ｅ
Ｄ）を計算する。
は、Ｋｊ′を執行機関装置１５に送付する。 ステップＥ１６：執行機関装置１５は、各鍵保管機関装
置１２ｊから受け取ったすべてのセッション鍵分割情報
Ｋｊ′より、セッション鍵生成手段２６において、セッ
ション鍵ＫＳ＝Ｋ１′・Ｋ２′…＝Ｄ＾（ＫＡＢ・Ｅ
Ｄ）を計算する。
【００４１】ステップＥ１７：ＫＳを用いて、ｆ１（任
意の共通鍵暗号方式）より、暗号装置において、暗号文
Ｅ＝ｆ１（ＫＳ，Ｍ）を復号化し平文Ｍを得る。以上の
ように法執行段階においては、セッション鍵を復号する
際に、各鍵保管機関装置１２ｊはそれぞれの持つ分割情
報ｓＡｊと各自で計算する逆行列要素Ａ１ｊとの積を
（相手側の）公開鍵ＰＢの指数とし、執行機関装置１５
ではそれら疑似国内共通鍵Ｋｊ′の積を求めるため、秘
密鍵そのものが露呈しない形になっている。ただし、ｇ
＾（ｓＡｓＢ）＝ＫＡＢが法執行機関に知られること
は、法執行機関に濫用の機会を与えてしまうことになる
ため、これを知られないようにしなければならない。そ
こで、システム秘密情報Ｉを用いてＫ′＝Ｉ・ＫＡＢと
することにより、法執行機関装置にＫＡＢが知れること
を防ぐことができる。最終的には、各鍵保管機関装置１
２ｊがそれぞれ法執行機関装置１５と何度かやりとりを
する処理を経てＩとｉで相殺され、法執行機関装置１５
に秘密鍵あるいはＫＡＢが知れることなく、セッション
鍵のみ提供することができる。
意の共通鍵暗号方式）より、暗号装置において、暗号文
Ｅ＝ｆ１（ＫＳ，Ｍ）を復号化し平文Ｍを得る。以上の
ように法執行段階においては、セッション鍵を復号する
際に、各鍵保管機関装置１２ｊはそれぞれの持つ分割情
報ｓＡｊと各自で計算する逆行列要素Ａ１ｊとの積を
（相手側の）公開鍵ＰＢの指数とし、執行機関装置１５
ではそれら疑似国内共通鍵Ｋｊ′の積を求めるため、秘
密鍵そのものが露呈しない形になっている。ただし、ｇ
＾（ｓＡｓＢ）＝ＫＡＢが法執行機関に知られること
は、法執行機関に濫用の機会を与えてしまうことになる
ため、これを知られないようにしなければならない。そ
こで、システム秘密情報Ｉを用いてＫ′＝Ｉ・ＫＡＢと
することにより、法執行機関装置にＫＡＢが知れること
を防ぐことができる。最終的には、各鍵保管機関装置１
２ｊがそれぞれ法執行機関装置１５と何度かやりとりを
する処理を経てＩとｉで相殺され、法執行機関装置１５
に秘密鍵あるいはＫＡＢが知れることなく、セッション
鍵のみ提供することができる。
【００４２】ここでセッション鍵、セッション鍵分割情
報でいう「セッション」とは、同一のＬＥＡＦ情報Ｄを
使用する通信の意味である。法執行による暗号文の解読
（復号化）ではセッション鍵ＫＳを使用するが、このセ
ッション鍵ＫＳは各セッションごとにＬＥＡＦ情報Ｄが
異なるため他のセッションの暗号を解読することはでき
ない。
報でいう「セッション」とは、同一のＬＥＡＦ情報Ｄを
使用する通信の意味である。法執行による暗号文の解読
（復号化）ではセッション鍵ＫＳを使用するが、このセ
ッション鍵ＫＳは各セッションごとにＬＥＡＦ情報Ｄが
異なるため他のセッションの暗号を解読することはでき
ない。
【００４３】以上により、法執行段階で秘密鍵が現れな
いようにした上で、分散した情報の全部が揃わなくても
暗号文を復号でき、ユーザが自由に寄託情報（部分鍵、
分散情報）を寄託する鍵保管機関とその数を設定できる
キーリカバリー乃至キーエスクローを実現する鍵分散方
法を提供することができる。ここでは、ユーザの国内秘
密鍵が分散されている場合を例にとっているが、この場
合に限らず、国際秘密鍵についても同様の方法で、Ｓを
国際秘密鍵に置き換えることで、同様に秘密鍵そのもの
ではなく、ｇ＾（秘密鍵）という暗号化された形で求め
ることができる。
いようにした上で、分散した情報の全部が揃わなくても
暗号文を復号でき、ユーザが自由に寄託情報（部分鍵、
分散情報）を寄託する鍵保管機関とその数を設定できる
キーリカバリー乃至キーエスクローを実現する鍵分散方
法を提供することができる。ここでは、ユーザの国内秘
密鍵が分散されている場合を例にとっているが、この場
合に限らず、国際秘密鍵についても同様の方法で、Ｓを
国際秘密鍵に置き換えることで、同様に秘密鍵そのもの
ではなく、ｇ＾（秘密鍵）という暗号化された形で求め
ることができる。
【００４４】また、以上の説明では、ｔ＝３（複数）場
合を説明したが、その数は少くとも２以上であればよ
い。１つである場合は、秘密鍵を分散させる意味がなく
なる。上述において国際第３機関としているものは、単
に上層部鍵管理機関と考えてもよい。許可証の対象とな
っているユーザ装置が１２Ｂであるとし、このときの通
信相手がユーザ装置１２Ａである場合には、上述におい
て装置１２Ａと装置１２Ｂを入れ替えて同様のことを行
えばよい。したがって、許可証の対象となっているユー
ザ装置が送信側、受信側のどちらであるかを問わずに同
じ方法で処理することが出来る。
合を説明したが、その数は少くとも２以上であればよ
い。１つである場合は、秘密鍵を分散させる意味がなく
なる。上述において国際第３機関としているものは、単
に上層部鍵管理機関と考えてもよい。許可証の対象とな
っているユーザ装置が１２Ｂであるとし、このときの通
信相手がユーザ装置１２Ａである場合には、上述におい
て装置１２Ａと装置１２Ｂを入れ替えて同様のことを行
えばよい。したがって、許可証の対象となっているユー
ザ装置が送信側、受信側のどちらであるかを問わずに同
じ方法で処理することが出来る。
【００４５】さらに鍵保管機関装置が利用しているユー
ザ秘密鍵は許可証の対象になっているユーザ装置のもの
であり、通信相手のユーザ装置についてはユーザ公開鍵
しか利用しない。したがって、許可証の対象外のユーザ
装置のユーザ秘密鍵が利用されることはない。
ザ秘密鍵は許可証の対象になっているユーザ装置のもの
であり、通信相手のユーザ装置についてはユーザ公開鍵
しか利用しない。したがって、許可証の対象外のユーザ
装置のユーザ秘密鍵が利用されることはない。
【００４６】
【発明の効果】以上述べたようにこの発明によれば、法
執行段階で秘密鍵が現れないようにした上で、分散した
情報の全部が揃わなくても暗号文を復号できるようにす
ることができ、ユーザが自由に寄託情報（分散情報）を
寄託する鍵保管機関とその数を設定できるようにするこ
とができる。
執行段階で秘密鍵が現れないようにした上で、分散した
情報の全部が揃わなくても暗号文を復号できるようにす
ることができ、ユーザが自由に寄託情報（分散情報）を
寄託する鍵保管機関とその数を設定できるようにするこ
とができる。
【図１】この発明の一実施例が適用される鍵管理システ
ムの機能構成図。
ムの機能構成図。
【図２】システム構築段階における動作概要図。
【図３】ユーザ加入段階における動作概要図。
【図４】図３の動作の手順を示す流れ図。
【図５】ユーザ間暗号通信の動作概要図。
【図６】法執行段階の際の動作概要図。
【図７】従来のＳＣＩＳ'98-5.2.C （「国際間通信にお
ける鍵寄託方式に関する一考察」）を示し、Ａはその秘
密鍵分割と公開鍵登録法を示す図、Ｂはその部分鍵の共
有方法を示す図である。
ける鍵寄託方式に関する一考察」）を示し、Ａはその秘
密鍵分割と公開鍵登録法を示す図、Ｂはその部分鍵の共
有方法を示す図である。
Claims (5)
- 【請求項１】 各ユーザ装置はそれぞれそのユーザ装置
が所属する別個の複数の鍵保管機関装置にユーザ秘密鍵
を分散登録し、ユーザ公開鍵を公開し、 送信側ユーザ装置は執行同意情報と日時情報と国内共通
鍵を用いてセッション鍵を生成し、そのセッション鍵で
メッセージを暗号化して受信側ユーザ装置へ送信すると
共に日時情報を少くとも含むＬＥＡＦ情報を生成して受
信側ユーザ装置へ送信し、 執行機関装置が、上記鍵保管機関装置の協力のもとに上
記セッション鍵を複製する秘密鍵分散方法において、 上層部機関装置がユーザ装置の属する鍵保管機関装置の
うち法執行による復号に参加する鍵保管機関装置にの
み、システム秘密情報を送付する過程と、 上記執行機関装置は国際第３機関装置から取得した執行
同意情報を、上記復号に参加する鍵保管機関装置に送信
する過程と、 上記復号に参加する鍵保管機関装置はその分割登録され
ているユーザ秘密鍵と、ユーザ公開鍵とシステム秘密情
報とを含むデータから疑似国内共通鍵分割情報を生成し
て上記執行機関装置へ送信する過程と、 上記執行機関装置は受信した各鍵保管機関装置からの疑
似国内共通鍵分割情報を用いて疑似国内共通鍵を生成し
て上記各復号に参加する鍵保管機関装置へ送信する過程
と、 上記各復号に参加する鍵保管機関装置は受信した疑似国
内共通鍵に対し、システム秘密情報を消去する準備と、
執行同意情報を組込む準備をしてセッション鍵分割情報
を生成して執行機関装置へ送信する過程と、 上記執行機関装置は受信した各セッション鍵分割情報を
用いてセッション鍵を得る過程とを有することを特徴と
する秘密鍵分散方法。 - 【請求項２】 システム構築時に、上記上層部機関装置
又は鍵登録機関装置は、上記ユーザ装置が属する各鍵保
管機関Ｔｊ装置に分散情報を生成する種となる情報ｘｊ
を送信配布し、どの保管機関装置にどの情報ｘｊが配布
されたかを公開する過程と、 ユーザ装置がシステムに加入する時に、ユーザ秘密鍵Ｓ
ｉを分散して預ける複数ｗの鍵保管機関装置を選び、か
つ復号に必要な鍵保管機関装置の数のしきい値ｔ（２≦
ｔ≦ｗ）を設定し、 分散情報を生成する関数ｆ（ｘ）＝Ｓｉ＋ａ1 ｘ＋ａ2
ｘ2 ＋…ａt-1 ｘt-1の係数ａｊを設定し、 分散情報ｓｉｊ＝ｆ（ｘｊ）（ｊ＝１，２，…，ｔ）を
生成して対応する鍵保管機関Ｔｊ装置へ送って、上記ユ
ーザ秘密鍵Ｓｉを分散登録することを特徴とする請求項
１記載の秘密鍵分散方法。 - 【請求項３】 ユーザ装置は上記関数ｆ（ｘ）の係数ａ
ｊの公開情報Ｉ1 ＝ｇa1，Ｉ2 ＝ｇa2，…，Ｉt-1 ＝ｇ
a(t-1)を生成して公開し、 各鍵保管機関Ｔｊ装置は、上記公開情報Ｉ1 ，Ｉ2 ，
…，Ｉt-1 と、上記情報ｘｊと、上記ユーザ公開鍵と、
受信した上記分散情報ｓｉｊとを用いて、その分散情報
ｓｉｊが正当なものであることを確認することを特徴と
する請求項２記載の秘密鍵分散方法。 - 【請求項４】 複数の鍵保管機関装置とデータを授受し
てセッション鍵の複製処理を執行機関装置のコンピュー
タにより行うプログラムを記録した記録媒体であって、 国際第３機関装置から受信した執行同意情報を上記各鍵
保管機関装置へ送信する処理と、 上記各鍵保管機関装置より受信した疑似国内共通鍵分割
情報から疑似国内共通鍵を生成して上記各鍵保管機関装
置へ送信する処理と、 上記各鍵保管機関装置から受信したセッション鍵分割情
報を用いてセッション鍵を生成する処理と、 を上記コンピュータに実行させる上記プログラムを記録
した記録媒体。 - 【請求項５】 ユーザ秘密鍵の分散情報、第１、第２シ
ステム秘密分割情報を保持し、執行機関装置とデータの
授受を行い、執行機関装置がセッション鍵を複製するの
に協力する複数の鍵保管機関装置の各コンピュータが実
行するプログラムを記録した記録媒体であって、 上記分散情報と上記第１システム秘密分割情報と、ユー
ザ公開鍵とを用いて疑似国内共通鍵分割情報を生成して
上記執行機関装置へ送信する処理と、 上記執行機関装置から執行同意情報および疑似国内共通
鍵を受信し、これら執行同意情報と、疑似国内共通鍵と
日付情報と、第２システム秘密分割情報とを用いてセッ
ション鍵分割情報を生成して上記執行機関装置へ送信す
る処理と、 を上記コンピュータに実行させる上記プログラムを記録
した記録媒体。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP10209056A JP2000039841A (ja) | 1998-07-24 | 1998-07-24 | 秘密鍵分散方法およびプログラム記録媒体 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP10209056A JP2000039841A (ja) | 1998-07-24 | 1998-07-24 | 秘密鍵分散方法およびプログラム記録媒体 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2000039841A true JP2000039841A (ja) | 2000-02-08 |
Family
ID=16566532
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP10209056A Pending JP2000039841A (ja) | 1998-07-24 | 1998-07-24 | 秘密鍵分散方法およびプログラム記録媒体 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2000039841A (ja) |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| WO2002073569A1 (fr) * | 2001-03-14 | 2002-09-19 | Yutaka Yasukura | Procede de verification d'informations electroniques |
| JP2008097591A (ja) * | 2006-09-11 | 2008-04-24 | Kddi Corp | データの秘匿性及び復元性を提供するデータ保護方法、クライアント装置及びプログラム |
| JP7454564B2 (ja) | 2018-09-30 | 2024-03-22 | ヴェチェーン グローバル テクノロジーズ エス．エイ．アール．エル． | 鍵管理のための方法、ユーザ・デバイス、管理デバイス、記憶媒体及びコンピュータ・プログラム製品 |
-
1998
- 1998-07-24 JP JP10209056A patent/JP2000039841A/ja active Pending
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| WO2002073569A1 (fr) * | 2001-03-14 | 2002-09-19 | Yutaka Yasukura | Procede de verification d'informations electroniques |
| JP2008097591A (ja) * | 2006-09-11 | 2008-04-24 | Kddi Corp | データの秘匿性及び復元性を提供するデータ保護方法、クライアント装置及びプログラム |
| JP7454564B2 (ja) | 2018-09-30 | 2024-03-22 | ヴェチェーン グローバル テクノロジーズ エス．エイ．アール．エル． | 鍵管理のための方法、ユーザ・デバイス、管理デバイス、記憶媒体及びコンピュータ・プログラム製品 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| CN107911216B (zh) | 一种区块链交易隐私保护方法及系统 | |
| CN108632292B (zh) | 基于联盟链的数据共享方法和系统 | |
| US5481613A (en) | Computer network cryptographic key distribution system | |
| JP2023024683A (ja) | 閾ボールトを生成する、コンピュータにより実施される方法 | |
| JP2021044828A (ja) | ウォレット管理システムと併せたブロックチェーンベースのシステムのための暗号鍵のセキュアなマルチパーティ損失耐性のある記憶及び転送 | |
| KR100406754B1 (ko) | 피케이아이 기반의 상업용 키위탁 방법 및 시스템 | |
| JP5944437B2 (ja) | 耐タンパ性トークンを用いてセキュアなトランザクションを達成するための効率的な技術 | |
| Kroll et al. | Secure protocols for accountable warrant execution | |
| US20210014073A1 (en) | Decentranlised communication system and method | |
| US8161565B1 (en) | Key release systems, components and methods | |
| CN116743358A (zh) | 一种可否认的多接收者认证方法及系统 | |
| Rana et al. | A comprehensive survey of cryptography key management systems | |
| JP2000039841A (ja) | 秘密鍵分散方法およびプログラム記録媒体 | |
| US6823070B1 (en) | Method for key escrow in a communication system and apparatus therefor | |
| Ibrahim | Secure and robust enterprise digital rights management protocol with efficient storage | |
| CN112950356A (zh) | 基于数字身份的个人贷款处理方法及系统、设备、介质 | |
| US20010010721A1 (en) | Common key generating method, common key generating apparatus, encryption method, cryptographic communication method and cryptographic communication system | |
| JPH11215116A (ja) | 鍵管理方法およびシステム | |
| Gharjale et al. | Efficient public key cryptosystem for scalable data sharing in Cloud storage | |
| CN117614610B (zh) | 基于区块链和属性基加密的访问控制方法 | |
| Sakuraii et al. | A key escrow system with protecting user's privacy by blind decoding | |
| Abe et al. | A key escrow scheme with time-limited monitoring for one-way communication | |
| Raiturkar et al. | Efficient and Secure Cloud Data Distribution and Sharing Scheme in Groups | |
| JPH10276184A (ja) | 鍵管理方法 | |
| US20220006647A1 (en) | Anonymous service access |