JP2000148011A - ランダム関数利用公開鍵暗号の暗号装置、復号装置、及びプログラム記録媒体 - Google Patents
ランダム関数利用公開鍵暗号の暗号装置、復号装置、及びプログラム記録媒体Info
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- JP2000148011A JP2000148011A JP10320172A JP32017298A JP2000148011A JP 2000148011 A JP2000148011 A JP 2000148011A JP 10320172 A JP10320172 A JP 10320172A JP 32017298 A JP32017298 A JP 32017298A JP 2000148011 A JP2000148011 A JP 2000148011A
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 確率暗号であり、能動的攻撃に強い暗号文と
する。 【解決手段】 入力平文Ｍと乱数Ｒとを結合したｍ＝Ｍ
‖Ｒを生成し（１０２）、そのｍをランダム関数Ｈでラ
ンダム化した値ｒ＝Ｈ（ｍ）を作り（１０３）、そのｒ
と前記ｍを確率暗号により公開鍵ｐｋで暗号化し暗号文
Ｃ＝Ｅpk（ｍ，ｒ）を得る。復号側ではＣを秘密鍵ｓｋ
で確率暗号により復号したｍ′＝Ｄsk（Ｃ）を得、ｍ′
を関数Ｈでランダム化した値ｒ′を求め、ｒ′とｍ′を
公開鍵ｐｋで確率暗号により暗号化してＣ′＝Ｅ
pk（ｒ′，ｍ′）を求め、Ｃ＝Ｃ′かを検証し、一致す
ればｍ′中の所定の部分を平文Ｍとして出力する。
する。 【解決手段】 入力平文Ｍと乱数Ｒとを結合したｍ＝Ｍ
‖Ｒを生成し（１０２）、そのｍをランダム関数Ｈでラ
ンダム化した値ｒ＝Ｈ（ｍ）を作り（１０３）、そのｒ
と前記ｍを確率暗号により公開鍵ｐｋで暗号化し暗号文
Ｃ＝Ｅpk（ｍ，ｒ）を得る。復号側ではＣを秘密鍵ｓｋ
で確率暗号により復号したｍ′＝Ｄsk（Ｃ）を得、ｍ′
を関数Ｈでランダム化した値ｒ′を求め、ｒ′とｍ′を
公開鍵ｐｋで確率暗号により暗号化してＣ′＝Ｅ
pk（ｒ′，ｍ′）を求め、Ｃ＝Ｃ′かを検証し、一致す
ればｍ′中の所定の部分を平文Ｍとして出力する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】この発明は確率暗号を用いる
公開鍵暗号システムの暗号装置、復号装置及びそのプロ
グラム記録媒体に関する。
公開鍵暗号システムの暗号装置、復号装置及びそのプロ
グラム記録媒体に関する。
【０００２】
【従来の技術】一般に、暗号法は共通鍵暗号システムと
公開鍵暗号システムの二種類に類別できる公開鍵暗号シ
ステムは、共通鍵暗号で問題となる鍵配送の問題や鍵の
管理の問題などを解決するものであって、代表的な公開
鍵暗号として、ＲＳＡ暗号、Ｒａｂｉｎ暗号、ＥｌＧａ
ｍａｌ暗号、楕円曲線暗号（楕円ＥｌＧａｍａｌ暗号）
などが挙げられる。
公開鍵暗号システムの二種類に類別できる公開鍵暗号シ
ステムは、共通鍵暗号で問題となる鍵配送の問題や鍵の
管理の問題などを解決するものであって、代表的な公開
鍵暗号として、ＲＳＡ暗号、Ｒａｂｉｎ暗号、ＥｌＧａ
ｍａｌ暗号、楕円曲線暗号（楕円ＥｌＧａｍａｌ暗号）
などが挙げられる。
【０００３】これらの公開鍵暗号のうちＥｌＧａｍａｌ
暗号、楕円曲線暗号（楕円ＥｌＧａｍａｌ暗号）など
は、暗号化処理に乱数が使われ、確率暗号と呼ばれる。
暗号の攻撃法には、大きく別けると受動的攻撃と能動的
攻撃とがある。受動的攻撃とは、攻撃者は単に暗号文と
公開情報から平文を探索することである。能動的攻撃で
は、攻撃者は自分が自由に選択した暗号文を正規の受信
者に復号してもらうことができる。能動的攻撃に対して
も安全な暗号方式を構成することは、より強い安全性を
保証する暗号文を構成することを意味する。
暗号、楕円曲線暗号（楕円ＥｌＧａｍａｌ暗号）など
は、暗号化処理に乱数が使われ、確率暗号と呼ばれる。
暗号の攻撃法には、大きく別けると受動的攻撃と能動的
攻撃とがある。受動的攻撃とは、攻撃者は単に暗号文と
公開情報から平文を探索することである。能動的攻撃で
は、攻撃者は自分が自由に選択した暗号文を正規の受信
者に復号してもらうことができる。能動的攻撃に対して
も安全な暗号方式を構成することは、より強い安全性を
保証する暗号文を構成することを意味する。
【０００４】従来、ＲＳＡ暗号のような確定的な暗号に
基づき、能動的攻撃に強い暗号文を構成する一般的な方
法としては、Ｂｅｌｌａｒｅ，Ｒｏｇａｗａｙにより、
ＯＡＥＰ（Ｏｐｔｉｍａｌ Ａｓｙｍｍｅｔｒｉｃ Ｅ
ｎｃｒｙｐｔｉｏｎ Ｐａｄｄｉｎｇ）という方法が知
られている（Ｍ．Ｂｅｌｌａｒｅ ａｎｄ Ｐ．Ｒｏｇ
ａｗａｙ，“Ｏｐｔｉｍａｌ Ａｓｙｍｍｅｔｒｉｃ
Ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ−Ｈｏｗ ｔｏ ｅｎｃｒｙｐｔ
ｗｉｔｈ ＲＳＡ”Ａｄｖａｎｃｅｓ ｉｎＣｒｙｐ
ｔｏｌｏｇｙ−ＥＵＲＯＣＲＹＰＴ '９４，ＬＮＣＳ，
Ｓｐｒｉｎｇｅｒ−Ｖｅｒｌａｇ，１９９５．）彼らの
方法は、ランダム関数（例えば、ＳＨＡなどのハッシュ
関数であり、その具体的な構成法は上記論文に掲載）を
２種類用いて構成する方法である。
基づき、能動的攻撃に強い暗号文を構成する一般的な方
法としては、Ｂｅｌｌａｒｅ，Ｒｏｇａｗａｙにより、
ＯＡＥＰ（Ｏｐｔｉｍａｌ Ａｓｙｍｍｅｔｒｉｃ Ｅ
ｎｃｒｙｐｔｉｏｎ Ｐａｄｄｉｎｇ）という方法が知
られている（Ｍ．Ｂｅｌｌａｒｅ ａｎｄ Ｐ．Ｒｏｇ
ａｗａｙ，“Ｏｐｔｉｍａｌ Ａｓｙｍｍｅｔｒｉｃ
Ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ−Ｈｏｗ ｔｏ ｅｎｃｒｙｐｔ
ｗｉｔｈ ＲＳＡ”Ａｄｖａｎｃｅｓ ｉｎＣｒｙｐ
ｔｏｌｏｇｙ−ＥＵＲＯＣＲＹＰＴ '９４，ＬＮＣＳ，
Ｓｐｒｉｎｇｅｒ−Ｖｅｒｌａｇ，１９９５．）彼らの
方法は、ランダム関数（例えば、ＳＨＡなどのハッシュ
関数であり、その具体的な構成法は上記論文に掲載）を
２種類用いて構成する方法である。
【０００５】しかしながら、ＯＡＥＰは、確率暗号には
適用できないため、確率暗号を用いて能動的攻撃に強い
暗号文を構成する一般的な方法は知られていなかった。
適用できないため、確率暗号を用いて能動的攻撃に強い
暗号文を構成する一般的な方法は知られていなかった。
【０００６】
【発明が解決しようとする課題】この発明は、確率暗号
を用いて能動的攻撃に強い暗号文を構成する一般的な方
法を実現する暗号装置、復号装置を提供することを目的
とする。
を用いて能動的攻撃に強い暗号文を構成する一般的な方
法を実現する暗号装置、復号装置を提供することを目的
とする。
【０００７】
【課題を解決するための手段】請求項１の発明の暗号装
置によれば、乱数Ｒが生成され、上記乱数Ｒと入力平文
Ｍとを結合した値ｍ＝Ｍ‖Ｒが生成され、上記値ｍがラ
ンダム関数Ｈでランダム化した値ｒ＝Ｈ（ｍ）が演算さ
れ、上記値ｍと上記値ｒが、公開鍵ｐｋで確率的公開鍵
暗号により暗号化した暗号文Ｃ＝Ｅpk（ｍ，ｒ）が演算
される。
置によれば、乱数Ｒが生成され、上記乱数Ｒと入力平文
Ｍとを結合した値ｍ＝Ｍ‖Ｒが生成され、上記値ｍがラ
ンダム関数Ｈでランダム化した値ｒ＝Ｈ（ｍ）が演算さ
れ、上記値ｍと上記値ｒが、公開鍵ｐｋで確率的公開鍵
暗号により暗号化した暗号文Ｃ＝Ｅpk（ｍ，ｒ）が演算
される。
【０００８】請求項３の発明の復号装置によれば秘密鍵
ｓｋで確率的公開鍵暗号により暗号文Ｃを復号化した値
ｍ′＝Ｄsk（Ｃ）が演算され、上記値ｍ′をランダム関
数Ｈでランダム化した値ｒ′＝Ｈ（ｍ）が演算され、公
開鍵ｐｋで上記値ｒ、上記ｍを確率的公開鍵暗号により
暗号化した暗号文Ｃ′＝Ｅpk（ｍ，ｒ）が演算され、上
記暗号文Ｃと上記暗号文Ｃ′とが比較され、その比較が
一致であれば上記値ｍ′中の所定の部分が平文Ｍとして
出力される。
ｓｋで確率的公開鍵暗号により暗号文Ｃを復号化した値
ｍ′＝Ｄsk（Ｃ）が演算され、上記値ｍ′をランダム関
数Ｈでランダム化した値ｒ′＝Ｈ（ｍ）が演算され、公
開鍵ｐｋで上記値ｒ、上記ｍを確率的公開鍵暗号により
暗号化した暗号文Ｃ′＝Ｅpk（ｍ，ｒ）が演算され、上
記暗号文Ｃと上記暗号文Ｃ′とが比較され、その比較が
一致であれば上記値ｍ′中の所定の部分が平文Ｍとして
出力される。
【０００９】以上の暗号装置、復号装置によれば、ラン
ダム関数を１回利用するだけで所定の安全性が得られ
る。請求項２の発明の暗号装置によれば、乱数Ｒが生成
され、上記乱数Ｒと入力平文Ｍとを結合した値ｍが生成
され、上記値ｍをランダム関数Ｈでランダム化した値ｒ
＝Ｈ（ｍ）が演算され、上記値ｒと上記乱数Ｒとを、公
開鍵ｐｋで確率的公開鍵暗号により暗号化した暗号文Ｃ
1 ＝Ｅpk（ｒ，Ｒ）が演算され、上記乱数Ｒをランダム
関数Ｇでランダム化した値 symＫが演算され、上記値 s
ymＫを鍵として秘密鍵暗号により上記平文Ｍを暗号化し
た暗号文Ｃ2 ＝ symＥsymK（Ｍ）が演算される。
ダム関数を１回利用するだけで所定の安全性が得られ
る。請求項２の発明の暗号装置によれば、乱数Ｒが生成
され、上記乱数Ｒと入力平文Ｍとを結合した値ｍが生成
され、上記値ｍをランダム関数Ｈでランダム化した値ｒ
＝Ｈ（ｍ）が演算され、上記値ｒと上記乱数Ｒとを、公
開鍵ｐｋで確率的公開鍵暗号により暗号化した暗号文Ｃ
1 ＝Ｅpk（ｒ，Ｒ）が演算され、上記乱数Ｒをランダム
関数Ｇでランダム化した値 symＫが演算され、上記値 s
ymＫを鍵として秘密鍵暗号により上記平文Ｍを暗号化し
た暗号文Ｃ2 ＝ symＥsymK（Ｍ）が演算される。
【００１０】請求項４の発明の復号装置によれば秘密鍵
ｓｋで暗号文Ｃ1 を確率的公開鍵暗号により復号化した
値Ｒ′＝Ｄsk（Ｃ1 ）が演算され、上記値Ｒ′をランダ
ム関数Ｇでランダム化した値 symＫ′＝Ｇ（Ｒ′）が演
算され、上記値 symＫ′を鍵として暗号文Ｃ2 を秘密鍵
暗号により復号化した値Ｍ′＝ symＤsymK′（Ｃ2 ）が
演算され、上記値Ｒ′と上記値Ｍ′を結合した値ｍ′＝
Ｍ′‖Ｒ′が生成され、上記値ｍ′をランダム関数Ｈで
ランダム化した値ｒ′＝Ｈ（ｍ′）が演算され、公開鍵
ｐｋで上記値ｒ′、上記値Ｒ′を確率的公開暗号により
暗号化した値Ｃ 1 ′＝Ｅpk（ｒ′，Ｒ′）が演算され、
上記値Ｃ1 ′と上記暗号文Ｃ1 が比較され、上記比較が
一致すると上記値Ｍ′が平文Ｍとして出力される。
ｓｋで暗号文Ｃ1 を確率的公開鍵暗号により復号化した
値Ｒ′＝Ｄsk（Ｃ1 ）が演算され、上記値Ｒ′をランダ
ム関数Ｇでランダム化した値 symＫ′＝Ｇ（Ｒ′）が演
算され、上記値 symＫ′を鍵として暗号文Ｃ2 を秘密鍵
暗号により復号化した値Ｍ′＝ symＤsymK′（Ｃ2 ）が
演算され、上記値Ｒ′と上記値Ｍ′を結合した値ｍ′＝
Ｍ′‖Ｒ′が生成され、上記値ｍ′をランダム関数Ｈで
ランダム化した値ｒ′＝Ｈ（ｍ′）が演算され、公開鍵
ｐｋで上記値ｒ′、上記値Ｒ′を確率的公開暗号により
暗号化した値Ｃ 1 ′＝Ｅpk（ｒ′，Ｒ′）が演算され、
上記値Ｃ1 ′と上記暗号文Ｃ1 が比較され、上記比較が
一致すると上記値Ｍ′が平文Ｍとして出力される。
【００１１】以上の暗号装置、復号装置によればランダ
ム関数を２回利用するだけで所定の安全性が得られる。
ム関数を２回利用するだけで所定の安全性が得られる。
【００１２】
【発明の実施の形態】実施例１ はじめに、この発明で用いる公開鍵暗号方式の構成法の
実施例について、図１、図２を用いて説明する。まず、
ある確率暗号を仮定する。この暗号は、ｍを平文（暗号
の対象となる文書）、ｒを乱数、（ｐｋ，ｓｋ）を公開
鍵と秘密鍵の対とするとき、暗号文Ｃは、Ｃ＝Ｅ
pk（ｍ，ｒ）で表現される。このとき、ｍの長さをｋ＋
ｋ0 ビット、ｒの長さをｑビットとする。
実施例について、図１、図２を用いて説明する。まず、
ある確率暗号を仮定する。この暗号は、ｍを平文（暗号
の対象となる文書）、ｒを乱数、（ｐｋ，ｓｋ）を公開
鍵と秘密鍵の対とするとき、暗号文Ｃは、Ｃ＝Ｅ
pk（ｍ，ｒ）で表現される。このとき、ｍの長さをｋ＋
ｋ0 ビット、ｒの長さをｑビットとする。
【００１３】また、Ｈを（ｋ＋ｋ0 ）ビットのデータを
ｑビットに変換するランダム関数とする。なお、ランダ
ム関数の具体例については、上記ＯＡＥＰの論文を参
照。 （暗号化処理：図１）ｋビットの平文をＭとする。乱数
発生器１０１よりｋ0 ビットの乱数Ｒを発生させ、さら
に、結合器１０２を用いて、ｍ＝Ｍ‖Ｒを生成する。次
に、ランダム関数演算器１０３を用いてｍよりｒ＝Ｈ
（ｍ）を計算する。ここで得られたｍ，ｒを公開鍵ｐｋ
とともに暗号化演算器１０４に入力し、暗号文Ｃ＝Ｅpk
（ｍ，ｒ）を生成する。 （復号処理：図２）暗号文Ｃおよび秘密鍵ｓｋを復号演
算器２０５に入力し、ｍ′＝Ｄsk（Ｃ）を計算する。こ
の復号は確率的公開鍵暗号によるため、暗号装置での暗
号対象ｍ，ｒ中の乱数に関係しないｍと対応した成分の
みが取出せる。
ｑビットに変換するランダム関数とする。なお、ランダ
ム関数の具体例については、上記ＯＡＥＰの論文を参
照。 （暗号化処理：図１）ｋビットの平文をＭとする。乱数
発生器１０１よりｋ0 ビットの乱数Ｒを発生させ、さら
に、結合器１０２を用いて、ｍ＝Ｍ‖Ｒを生成する。次
に、ランダム関数演算器１０３を用いてｍよりｒ＝Ｈ
（ｍ）を計算する。ここで得られたｍ，ｒを公開鍵ｐｋ
とともに暗号化演算器１０４に入力し、暗号文Ｃ＝Ｅpk
（ｍ，ｒ）を生成する。 （復号処理：図２）暗号文Ｃおよび秘密鍵ｓｋを復号演
算器２０５に入力し、ｍ′＝Ｄsk（Ｃ）を計算する。こ
の復号は確率的公開鍵暗号によるため、暗号装置での暗
号対象ｍ，ｒ中の乱数に関係しないｍと対応した成分の
みが取出せる。
【００１４】つぎに、ランダム関数演算器２０３を用い
てｍ′よりｒ′＝Ｈ（ｍ′）を計算する。ここで得られ
たｍ′，ｒ′を公開鍵ｐｋとともに暗号化演算器２０４
に入力し、Ｅpk（ｍ′，ｒ′）を生成し、比較器２０６
を用いてＣとＥpk（ｍ′，ｒ′）の値が等しいかどうか
を検証する。もし等しくなければ、何も出力しない（も
しくは、「検証不合格」を出力する）。もし等しけれ
ば、分離器２０７を用いて、ｍ′の先頭ｋビットを平文
Ｍとして出力する。比較器２０６での検証により、暗号
化側で用いたＭ，ｍと等しいものが復号により得られた
ことになる。つまり能動的攻撃に対しては、攻撃のため
に作った暗号文のもととなるｍが、復号側の処理で得ら
れたｍ′と異なるものになり、つまり比較器２０６では
不一致となり、復号結果を返さないこととなり、能動的
攻撃に対して強い暗号となる。実施例２ まず、ある確率暗号を仮定する。この暗号は、ｍを平文
（暗号の対象となる文書）、ｒを乱数、（ｐｋ，ｓｋ）
を公開鍵と秘密鍵の対とするとき、暗号文Ｃは、Ｃ＝Ｅ
pk（ｍ，ｒ）で表現される。このとき、ｍの長さをｋビ
ット、ｒの長さをｑビットとする。
てｍ′よりｒ′＝Ｈ（ｍ′）を計算する。ここで得られ
たｍ′，ｒ′を公開鍵ｐｋとともに暗号化演算器２０４
に入力し、Ｅpk（ｍ′，ｒ′）を生成し、比較器２０６
を用いてＣとＥpk（ｍ′，ｒ′）の値が等しいかどうか
を検証する。もし等しくなければ、何も出力しない（も
しくは、「検証不合格」を出力する）。もし等しけれ
ば、分離器２０７を用いて、ｍ′の先頭ｋビットを平文
Ｍとして出力する。比較器２０６での検証により、暗号
化側で用いたＭ，ｍと等しいものが復号により得られた
ことになる。つまり能動的攻撃に対しては、攻撃のため
に作った暗号文のもととなるｍが、復号側の処理で得ら
れたｍ′と異なるものになり、つまり比較器２０６では
不一致となり、復号結果を返さないこととなり、能動的
攻撃に対して強い暗号となる。実施例２ まず、ある確率暗号を仮定する。この暗号は、ｍを平文
（暗号の対象となる文書）、ｒを乱数、（ｐｋ，ｓｋ）
を公開鍵と秘密鍵の対とするとき、暗号文Ｃは、Ｃ＝Ｅ
pk（ｍ，ｒ）で表現される。このとき、ｍの長さをｋビ
ット、ｒの長さをｑビットとする。
【００１５】またある秘密鍵暗号を仮定する。この暗号
では、秘密鍵 symＫと平文 symＭから暗号文 symＣ＝ s
ymＥsymK（ symＭ）が作られ、また秘密鍵 symＫと暗号
文 symＣから平文 symＭ＝ symＤsymK（ symＣ）が作ら
れる。ここで、 symＫの長さをｓビットとする。また、
Ｈをｔ＋ｋビットのデータをｑビットに変換するランダ
ム関数、Ｇをｋビットのデータをｓビットに変換するラ
ンダム関数とする。なお、ランダム関数の具体例につい
ては、上記ＯＡＥＰの論文を参照。 （暗号化処理：図３）ｔビットの平文をＭとする。乱数
発生器１０１よりｋビットの乱数Ｒを発生させ、さら
に、結合器１０２を用いて、ｍ＝Ｍ‖Ｒを生成する。次
に、ランダム関数Ｈ演算器１０３を用いてｍよりｒ＝Ｈ
（ｍ）を計算し、またランダム関数Ｇ演算器１０５を用
いてＲより symＫ＝Ｇ（Ｒ）を計算する。ここで得られ
たＲ，ｒを公開鍵ｐｋとともに公開鍵暗号暗号化演算器
１０４に入力し、暗号文Ｃ1 ＝Ｅ pk（Ｒ，ｒ）を生成
し、また symＫ，Ｍを秘密鍵暗号暗号化演算器１０８に
入力し、暗号文Ｃ2 ＝ symＥsymK（Ｍ）を生成する。 （復号処理：図４）暗号文Ｃ1 および秘密鍵ｓｋを公開
鍵暗号復号演算器２０５に入力し、Ｒ′＝Ｄsk（Ｃ1 ）
を計算する。この復号も確率暗号によるものであるた
め、暗号化側のｒ，Ｒ中のＲに相当するものが復号され
る。
では、秘密鍵 symＫと平文 symＭから暗号文 symＣ＝ s
ymＥsymK（ symＭ）が作られ、また秘密鍵 symＫと暗号
文 symＣから平文 symＭ＝ symＤsymK（ symＣ）が作ら
れる。ここで、 symＫの長さをｓビットとする。また、
Ｈをｔ＋ｋビットのデータをｑビットに変換するランダ
ム関数、Ｇをｋビットのデータをｓビットに変換するラ
ンダム関数とする。なお、ランダム関数の具体例につい
ては、上記ＯＡＥＰの論文を参照。 （暗号化処理：図３）ｔビットの平文をＭとする。乱数
発生器１０１よりｋビットの乱数Ｒを発生させ、さら
に、結合器１０２を用いて、ｍ＝Ｍ‖Ｒを生成する。次
に、ランダム関数Ｈ演算器１０３を用いてｍよりｒ＝Ｈ
（ｍ）を計算し、またランダム関数Ｇ演算器１０５を用
いてＲより symＫ＝Ｇ（Ｒ）を計算する。ここで得られ
たＲ，ｒを公開鍵ｐｋとともに公開鍵暗号暗号化演算器
１０４に入力し、暗号文Ｃ1 ＝Ｅ pk（Ｒ，ｒ）を生成
し、また symＫ，Ｍを秘密鍵暗号暗号化演算器１０８に
入力し、暗号文Ｃ2 ＝ symＥsymK（Ｍ）を生成する。 （復号処理：図４）暗号文Ｃ1 および秘密鍵ｓｋを公開
鍵暗号復号演算器２０５に入力し、Ｒ′＝Ｄsk（Ｃ1 ）
を計算する。この復号も確率暗号によるものであるた
め、暗号化側のｒ，Ｒ中のＲに相当するものが復号され
る。
【００１６】つぎに、ランダム関数Ｇ演算器２０３を用
いてＲ′より symＫ′＝Ｇ（Ｒ′）を計算する。秘密鍵
暗号復号演算器２０８に、 symＫ′，Ｃ2 を入力し、
Ｍ′＝ symＤsymK′（Ｃ2 ）を計算する。さらに、結合
器２０２にＭ′とＲ′を入力し、その結合出力Ｍ′‖
Ｒ′をランダム関数Ｈ演算器２０９に入力してｒ′＝Ｈ
（Ｍ′‖Ｒ′）を計算する。ここで得られたＲ′，ｒ′
を公開鍵ｐｋとともに公開鍵暗号暗号化演算器２０４に
入力し、Ｅpk（Ｒ′，ｒ′）を生成し、さらに比較器２
０６を用いて入力暗号文Ｃ1とＥpk（Ｒ′，ｒ′）の値
が等しいかどうかを検証する。
いてＲ′より symＫ′＝Ｇ（Ｒ′）を計算する。秘密鍵
暗号復号演算器２０８に、 symＫ′，Ｃ2 を入力し、
Ｍ′＝ symＤsymK′（Ｃ2 ）を計算する。さらに、結合
器２０２にＭ′とＲ′を入力し、その結合出力Ｍ′‖
Ｒ′をランダム関数Ｈ演算器２０９に入力してｒ′＝Ｈ
（Ｍ′‖Ｒ′）を計算する。ここで得られたＲ′，ｒ′
を公開鍵ｐｋとともに公開鍵暗号暗号化演算器２０４に
入力し、Ｅpk（Ｒ′，ｒ′）を生成し、さらに比較器２
０６を用いて入力暗号文Ｃ1とＥpk（Ｒ′，ｒ′）の値
が等しいかどうかを検証する。
【００１７】もし等しくなければ、何も出力しない（も
しくは、「検証不合格」を出力する）。もし等しけれ
ば、Ｍ′を平文Ｍとして出力する。この場合も比較器２
０６による検証により能動的攻撃に対して強いものとな
る。なお図１乃至図４に示した暗号装置、復号装置はそ
れぞれ機能構成を示したものであって、これらの機能は
コンピュータによりプログラムを読出し解読実行させる
ことによって行わせてもよい。
しくは、「検証不合格」を出力する）。もし等しけれ
ば、Ｍ′を平文Ｍとして出力する。この場合も比較器２
０６による検証により能動的攻撃に対して強いものとな
る。なお図１乃至図４に示した暗号装置、復号装置はそ
れぞれ機能構成を示したものであって、これらの機能は
コンピュータによりプログラムを読出し解読実行させる
ことによって行わせてもよい。
【００１８】
【発明の効果】この発明によると、このようにランダム
関数を利用することにより、暗号文Ｃを復号する者は、
送信者がＣの復号結果である平文Ｍの値を知っていたか
どうかを検証できる。送信者が平文Ｍを知らない場合は
復号側の検証で一致が得られない。
関数を利用することにより、暗号文Ｃを復号する者は、
送信者がＣの復号結果である平文Ｍの値を知っていたか
どうかを検証できる。送信者が平文Ｍを知らない場合は
復号側の検証で一致が得られない。
【００１９】従って、復号処理の検証に合格する時に
は、送信者がＣの復号結果である平文Ｍの値を知ってい
たことを確認できるため、能動的攻撃に対しても安全性
が保証できる暗号方式となっている。図１の暗号装置に
比べ図３の暗号装置は、公開鍵暗号と秘密鍵暗号を併用
した暗号方式の安全性を保証している。
は、送信者がＣの復号結果である平文Ｍの値を知ってい
たことを確認できるため、能動的攻撃に対しても安全性
が保証できる暗号方式となっている。図１の暗号装置に
比べ図３の暗号装置は、公開鍵暗号と秘密鍵暗号を併用
した暗号方式の安全性を保証している。
【００２０】なお、この安全性のフォーマルな証明は、
文献（Ｆｕｊｉｓａｋｉ，Ｅ．ａｎｄ Ｏｋａｍｏｔ
ｏ，Ｔ．“Ｈｏｗ ｔｏ Ｅｎｈａｎｃｅ ｔｈｅ Ｓ
ｅｃｕｒｉｔｙ ｏｆ Ｐｕｂｌｉｃ−Ｋｅｙ Ｅｎｃ
ｒｙｐｔｉｏｎｓ ｉｎ ａＭｉｎｉｍｕｍ Ｃｏｓ
ｔ”，ｓｕｂｍｉｔｔｅｄ ｔｏ ＰＫＣ ’９９，Ｓ
ｐｒｉｎｇｅｒ−Ｖｅｒｌａｇ，１９９９）に掲載され
ている。
文献（Ｆｕｊｉｓａｋｉ，Ｅ．ａｎｄ Ｏｋａｍｏｔ
ｏ，Ｔ．“Ｈｏｗ ｔｏ Ｅｎｈａｎｃｅ ｔｈｅ Ｓ
ｅｃｕｒｉｔｙ ｏｆ Ｐｕｂｌｉｃ−Ｋｅｙ Ｅｎｃ
ｒｙｐｔｉｏｎｓ ｉｎ ａＭｉｎｉｍｕｍ Ｃｏｓ
ｔ”，ｓｕｂｍｉｔｔｅｄ ｔｏ ＰＫＣ ’９９，Ｓ
ｐｒｉｎｇｅｒ−Ｖｅｒｌａｇ，１９９９）に掲載され
ている。
【図１】請求項１の発明の暗号装置の機能構成例を示す
ブロック図。
ブロック図。
【図２】請求項３の発明の復号装置の機能構成例を示す
ブロック図。
ブロック図。
【図３】請求項２の発明の暗号装置の機能構成例を示す
ブロック図。
ブロック図。
【図４】請求項４の発明の復号装置の機能構成例を示す
ブロック図。
ブロック図。
Claims (8)
- 【請求項１】 乱数Ｒを生成する乱数発生手段と、 上記乱数Ｒと平文Ｍとを結合して値ｍを生成する結合手
段と、 上記値ｍを関数Ｈでランダム化した値ｒ＝Ｈ（ｍ）を演
算するランダム関数演算手段と、 上記値ｍと上記値ｒと公開鍵ｐｋを入力して、ｍ，ｒを
確率的公開鍵暗号により暗号化した暗号文Ｃ＝Ｅ
pk（ｍ，ｒ）を演算する暗号化演算手段と、 を具備する暗号装置。 - 【請求項２】 乱数Ｒを生成する乱数発生手段と、 上記乱数Ｒと平文Ｍとを結合して値ｍを生成する結合手
段と、 上記値ｍを関数Ｈでランダム化した値ｒ＝Ｈ（ｍ）を演
算する第１ランダム関数演算手段と、 上記値ｒと上記乱数Ｒと公開鍵ｐｋを入力して、ｒ，Ｒ
を確率的公開鍵暗号により暗号化した暗号文Ｃ1 ＝Ｅpk
（ｒ，Ｒ）を演算する第１暗号化演算手段と、 上記乱数Ｒを関数Ｇでランダム化した値 symＫを演算す
る第２ランダム関数演算手段と、 上記値 symＫと上記平文Ｍを入力して、 symＫを鍵とし
て秘密鍵暗号によりＭを暗号化した暗号文Ｃ2 ＝ symＥ
symK（Ｍ）を演算する第２暗号化演算手段とを具備する
暗号装置。 - 【請求項３】 暗号文Ｃと秘密鍵ｓｋを入力して確率的
公開鍵暗号により復号化した値ｍ′＝Ｄsk（Ｃ）を演算
する復号演算手段と、 上記値ｍ′を関数Ｈでランダム化した値ｒ′＝Ｈ
（ｍ′）を演算するランダム関数演算手段と、 上記値ｒ′、上記値ｍ′と公開鍵ｐｋを入力して、確率
的公開鍵暗号により暗号化した暗号文Ｃ′＝Ｅ
pk（ｍ′，ｒ′）を演算する暗号化演算手段と、 上記暗号文Ｃと上記暗号文Ｃ′とを比較する比較手段
と、 上記比較が一致であれば上記値ｍ中の所定の部分を平文
Ｍとして出力する分離手段と、 を具備する復号装置。 - 【請求項４】 暗号文Ｃ1 と秘密鍵ｓｋを入力して、確
率的公開鍵暗号により復号化した値Ｒ′＝Ｄsk（Ｃ1 ）
を演算する第１復号演算手段と、 上記値Ｒ′を関数Ｇでランダム化した値 symＫ′＝Ｇ
（Ｒ′）を演算する第１ランダム関数演算手段と、 上記値 symＫ′と暗号文Ｃ2 を入力して、値 symＫ′を
鍵として秘密鍵暗号により復号化した値Ｍ′＝ symＤ
symK′（Ｃ2 ）を演算する第２復号演算手段と、 上記値Ｒ′と上記値Ｍ′を結合して値ｍ′を生成する結
合手段と、 上記値ｍ′を関数Ｈでランダム化した値ｒ′＝Ｈ
（ｍ′）を演算する第２ランダム関数演算手段と、 上記値ｒ′、上記値Ｒ′、公開鍵ｐｋを入力して確率的
公開暗号により暗号化した値Ｃ1 ′＝Ｅpk（ｒ′，
Ｒ′）を演算する暗号演算手段と、 上記値Ｃ1 ′と上記暗号文Ｃ1 を比較する比較手段と、 上記比較が一致すると上記値Ｍ′を平文Ｍとして出力す
る手段と、 を具備する復号装置。 - 【請求項５】 乱数Ｒを生成する処理と、 上記乱数Ｒと平文Ｍとを結合して値ｍ＝Ｍ‖Ｒを生成す
る処理と、 上記値ｍをランダム関数Ｈでランダム化した値ｒ＝Ｈ
（ｍ）を演算する処理と、 上記値ｍと上記値ｒを、公開鍵ｐｋで確率的公開鍵暗号
により暗号化した暗号文Ｃ＝Ｅpk（ｍ，ｒ）を演算する
処理と、 をコンピュータに実行させるプログラムを記録した記録
媒体。 - 【請求項６】 乱数Ｒを生成する処理と、 上記乱数Ｒと平文Ｍとを結合して値ｍを生成する処理
と、 上記値ｍをランダム関数Ｈでランダム化した値ｒ＝Ｈ
（ｍ）を演算する処理と、 上記値ｒと上記乱数Ｒとを、公開鍵ｐｋで確率的公開鍵
暗号により暗号化した暗号文Ｃ1 ＝Ｅpk（ｒ，Ｒ）を演
算する処理と、 上記乱数Ｒをランダム関数Ｇでランダム化した値 symＫ
を演算する処理と、 上記値 symＫを鍵として秘密鍵暗号により上記平文Ｍを
暗号化した暗号文Ｃ2＝ symＥsymK（Ｍ）を演算する処
理と、 をコンピュータに実行させるプログラムを記録した記録
媒体。 - 【請求項７】 秘密鍵ｓｋで確率的公開鍵暗号により暗
号文Ｃを復号化した値ｍ′＝Ｄsk（Ｃ）を演算する処理
と、 上記値ｍ′をランダム関数Ｈでランダム化した値ｒ′＝
Ｈ（ｍ′）を演算する処理と、 公開鍵ｐｋで上記値ｒ′、上記ｍ′を確率的公開鍵暗号
により暗号化した暗号文Ｃ′＝Ｅpk（ｍ′，ｒ′）を演
算する処理と、 上記暗号文Ｃと上記暗号文Ｃ′とを比較する処理と、 上記比較が一致であれば上記値ｍ′中の所定の部分を平
文Ｍとして出力する処理と、 をコンピュータに実行させるプログラムを記録した記録
媒体。 - 【請求項８】 秘密鍵ｓｋで暗号文Ｃ1 を確率的公開鍵
暗号により復号化した値Ｒ′＝Ｄsk（Ｃ1 ）を演算する
処理と、 上記値Ｒ′をランダム関数Ｇでランダム化した値 sym
Ｋ′＝Ｇ（Ｒ′）を演算する処理と、 上記値 symＫ′を鍵として暗号文Ｃ2 を秘密鍵暗号によ
り復号化した値Ｍ′＝symＤsymK′（Ｃ2 ）を演算する
処理と、 上記値Ｒ′と上記値Ｍ′を結合して値ｍ′＝Ｍ′‖Ｒ′
を生成する処理と、 上記値ｍ′をランダム関数Ｈでランダム化した値ｒ′＝
Ｈ（ｍ′）を演算する処理と、 公開鍵ｐｋで上記値ｒ′、上記値Ｒ′を確率的公開暗号
により暗号化した値Ｃ 1 ′＝Ｅpk（ｒ′，Ｒ′）を演算
する処理と、 上記値Ｃ1 ′と上記暗号文Ｃ1 を比較する処理と、 上記比較が一致すると上記値Ｍ′を平文Ｍとして出力す
る処理と、 をコンピュータに実行させるプログラムを記録した記録
媒体。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP32017298A JP3306384B2 (ja) | 1998-11-11 | 1998-11-11 | ランダム関数利用公開鍵暗号の暗号装置、復号装置、及びプログラム記録媒体 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP32017298A JP3306384B2 (ja) | 1998-11-11 | 1998-11-11 | ランダム関数利用公開鍵暗号の暗号装置、復号装置、及びプログラム記録媒体 |
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| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2000148011A true JP2000148011A (ja) | 2000-05-26 |
| JP3306384B2 JP3306384B2 (ja) | 2002-07-24 |
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ID=18118507
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| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP32017298A Expired - Lifetime JP3306384B2 (ja) | 1998-11-11 | 1998-11-11 | ランダム関数利用公開鍵暗号の暗号装置、復号装置、及びプログラム記録媒体 |
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|---|---|
| JP (1) | JP3306384B2 (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2012227652A (ja) * | 2011-04-18 | 2012-11-15 | Nippon Telegr & Teleph Corp <Ntt> | 復号結果検証装置、方法、システム及びプログラム |
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|---|---|---|---|---|
| JP4575283B2 (ja) | 2005-11-15 | 2010-11-04 | 株式会社東芝 | 暗号装置、復号装置、プログラム及び方法 |
-
1998
- 1998-11-11 JP JP32017298A patent/JP3306384B2/ja not_active Expired - Lifetime
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| JP2012227652A (ja) * | 2011-04-18 | 2012-11-15 | Nippon Telegr & Teleph Corp <Ntt> | 復号結果検証装置、方法、システム及びプログラム |
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| JP3306384B2 (ja) | 2002-07-24 |
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