JP2003152716A - 可変認証情報を用いる資格認証方法 - Google Patents
可変認証情報を用いる資格認証方法Info
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- 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
- H04L9/32—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols including means for verifying the identity or authority of a user of the system or for message authentication, e.g. authorization, entity authentication, data integrity or data verification, non-repudiation, key authentication or verification of credentials
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- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Computer And Data Communications (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【課題】 小さいプログラムサイズで実現可能であり、
かつ、通信路上の盗聴や通信経路での情報の不正操作に
強い安全な認証方法を提供する。 【解決手段】 被認証者は、乱数、ユーザＩＤ、パスワ
ードを基に今回の認証データと次回の認証データを一方
向性関数を用いて算出し、これをさらに排他的論理和を
用いて今回と次回の両パラメータを関連づけした形でか
つ被認証者以外は解読できないように暗号化し、これら
を被認証者自身のユーザＩＤと合わせて認証者に送信
し、また、認証者は、被認証者から前述の３つの情報を
受信し、今回の認証データを基に一方向性関数を用いて
算出した正当性確認パラメータと前回の認証フェーズに
おいて登録した認証パラメータと比較し、一致したら今
回の認証が成立したと判断し、次回の認証データを次回
の認証パラメータとして登録する。
かつ、通信路上の盗聴や通信経路での情報の不正操作に
強い安全な認証方法を提供する。 【解決手段】 被認証者は、乱数、ユーザＩＤ、パスワ
ードを基に今回の認証データと次回の認証データを一方
向性関数を用いて算出し、これをさらに排他的論理和を
用いて今回と次回の両パラメータを関連づけした形でか
つ被認証者以外は解読できないように暗号化し、これら
を被認証者自身のユーザＩＤと合わせて認証者に送信
し、また、認証者は、被認証者から前述の３つの情報を
受信し、今回の認証データを基に一方向性関数を用いて
算出した正当性確認パラメータと前回の認証フェーズに
おいて登録した認証パラメータと比較し、一致したら今
回の認証が成立したと判断し、次回の認証データを次回
の認証パラメータとして登録する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、認証者が被認証者
を認証する資格認証方法に関する。可変認証情報を用い
る認証方法とは、被認証者から認証者への認証依頼毎に
パスワード等の認証情報を変更して認証を行う方法であ
る。
を認証する資格認証方法に関する。可変認証情報を用い
る認証方法とは、被認証者から認証者への認証依頼毎に
パスワード等の認証情報を変更して認証を行う方法であ
る。
【０００２】
【従来の技術】従来のパスワード等の認証情報を用いて
通信相手やユーザの資格を認証する方法には、公開鍵暗
号方法を応用したものと共通鍵暗号方法を応用したもの
の二つに大別することができるが、インタネット関連の
通信プロトコルなどへの組み込みにおいては、公開鍵暗
号方法より格段の高速処理が可能な共通鍵系の暗号方法
を応用した方法、特に、パスワード認証方法がよく用い
られる。基本的なパスワード認証の手順は以下の通りで
ある。まず、被認証者（装置を含む）が認証者（サーバ
等の装置を含む）にパスワードを登録する。認証時に、
被認証者が認証者にパスワードを送信する。認証者は、
受信したパスワードと登録されているパスワードを比較
する。
通信相手やユーザの資格を認証する方法には、公開鍵暗
号方法を応用したものと共通鍵暗号方法を応用したもの
の二つに大別することができるが、インタネット関連の
通信プロトコルなどへの組み込みにおいては、公開鍵暗
号方法より格段の高速処理が可能な共通鍵系の暗号方法
を応用した方法、特に、パスワード認証方法がよく用い
られる。基本的なパスワード認証の手順は以下の通りで
ある。まず、被認証者（装置を含む）が認証者（サーバ
等の装置を含む）にパスワードを登録する。認証時に、
被認証者が認証者にパスワードを送信する。認証者は、
受信したパスワードと登録されているパスワードを比較
する。
【０００３】しかし、この方法には、次のような問題点
がある。 (a) 認証側にあるパスワードファイルの盗見によりパス
ワードが盗まれる。 (b) 通信中、回線盗聴によってパスワードが盗まれる。 (c) 被認証者は認証者に、自分の秘密情報であるパスワ
ードを公開する必要がある。
がある。 (a) 認証側にあるパスワードファイルの盗見によりパス
ワードが盗まれる。 (b) 通信中、回線盗聴によってパスワードが盗まれる。 (c) 被認証者は認証者に、自分の秘密情報であるパスワ
ードを公開する必要がある。
【０００４】最初の問題(a) を解決する方法として、例
えば、被認証者が認証者に、パスワードに一方向性関数
を施したデータを登録しておき、認証時に、認証者が受
信したパスワードに同じ一方向性関数を施し、結果を比
較するという方法（参考文献：A.Evans,W.Kantrowitz a
nd E.Weiss："A user authentication scheme notrequi
ring secrecy in the computer," Commun. ACM, 17, 8,
pp.437-442(1974)及びＲ．Ｍｏｒｒｉｓ ａｎｄ
Ｋ．Ｔｈｏｍｐｓｏｎ：”Ｐａｓｓｗｏｒｄ ｓｅｃｕ
ｒｉｔｙ： Ａ ｃａｓｅ ｈｉｓｔｏｒｙ，” ＵＮ
ＩＸ（登録商標） Ｐｒｏｇｒａｍｍｅｒ’ｓ Ｍａｎ
ｕａｌ， Ｓｅｖｅｎｔｈ Ｅｄｉｔｉｏｎ， ２Ｂ
（１９７９）） がある。
えば、被認証者が認証者に、パスワードに一方向性関数
を施したデータを登録しておき、認証時に、認証者が受
信したパスワードに同じ一方向性関数を施し、結果を比
較するという方法（参考文献：A.Evans,W.Kantrowitz a
nd E.Weiss："A user authentication scheme notrequi
ring secrecy in the computer," Commun. ACM, 17, 8,
pp.437-442(1974)及びＲ．Ｍｏｒｒｉｓ ａｎｄ
Ｋ．Ｔｈｏｍｐｓｏｎ：”Ｐａｓｓｗｏｒｄ ｓｅｃｕ
ｒｉｔｙ： Ａ ｃａｓｅ ｈｉｓｔｏｒｙ，” ＵＮ
ＩＸ（登録商標） Ｐｒｏｇｒａｍｍｅｒ’ｓ Ｍａｎ
ｕａｌ， Ｓｅｖｅｎｔｈ Ｅｄｉｔｉｏｎ， ２Ｂ
（１９７９）） がある。
【０００５】一方向性関数とは、入力の総当たり以外
に、出力から入力を得る効率的な手段が存在しない関数
であり、総当たりの計算量を充分大きくしておけば、無
資格者が入力データを算出して被認証者になりすますこ
とを防止できる。一般に、一方向性関数は、ＤＥＳやＦ
ＥＡＬなどの共通鍵暗号方法によって得ることができ
る。共通鍵暗号方法は、共通秘密鍵を用いて入力される
平文を処理して暗号文を出力として得るもので、平文と
暗号文が与えられても共通秘密鍵が算出できない。特に
ＦＥＡＬでは、平文や共通秘密鍵の入力が１ビット変化
しただけでも、その入力変化の痕跡をまったくとどめな
い出力を得ることができるという特徴を有している。
に、出力から入力を得る効率的な手段が存在しない関数
であり、総当たりの計算量を充分大きくしておけば、無
資格者が入力データを算出して被認証者になりすますこ
とを防止できる。一般に、一方向性関数は、ＤＥＳやＦ
ＥＡＬなどの共通鍵暗号方法によって得ることができ
る。共通鍵暗号方法は、共通秘密鍵を用いて入力される
平文を処理して暗号文を出力として得るもので、平文と
暗号文が与えられても共通秘密鍵が算出できない。特に
ＦＥＡＬでは、平文や共通秘密鍵の入力が１ビット変化
しただけでも、その入力変化の痕跡をまったくとどめな
い出力を得ることができるという特徴を有している。
【０００６】以上説明した通り、一方向性関数を用いた
方法によって、基本的なパスワード認証方法の問題(a)
は解決できる。しかし、これを回線盗聴が簡単なインタ
ネットに適用する場合、問題(b) を解決することはでき
ない。また、問題(c)に関しては、この基本的なパスワ
ード認証方法は、銀行の顧客認証などには適用できて
も、同一レベルのユーザ同士の資格認証には適していな
い。
方法によって、基本的なパスワード認証方法の問題(a)
は解決できる。しかし、これを回線盗聴が簡単なインタ
ネットに適用する場合、問題(b) を解決することはでき
ない。また、問題(c)に関しては、この基本的なパスワ
ード認証方法は、銀行の顧客認証などには適用できて
も、同一レベルのユーザ同士の資格認証には適していな
い。
【０００７】このような問題を解決する方法として、パ
スワード等の認証情報を可変にする資格認証方法があ
る。例えば、Lamport の方法（L.Lamport:"Password au
thentication with insecure communication," Commun.
ACM, 24,11, pp.770-772(1981)）（S/KEY型パスワード
認証方式）及びこの出願の発明者が提案した動的パスワ
ード認証方法であるCINON法(Chained One-way Data Ver
ification Method)（A.Shimizu, "ADynamic Password A
uthentication Method Using a One-way Function"Syst
tems and Computers in Japan, Vol. 22, No.7, 1991,
pp.32-40）（「資格認証方法」特公平８−２０５１／特
許第２０９８２６７号）、及びその改良系である「ユー
ザ認証機能を有する情報送受信制御方法」（特願平８−
２４０１９０）や「可変認証情報を用いる資格認証方
法」（特願平１１−２０７３２５）がある。
スワード等の認証情報を可変にする資格認証方法があ
る。例えば、Lamport の方法（L.Lamport:"Password au
thentication with insecure communication," Commun.
ACM, 24,11, pp.770-772(1981)）（S/KEY型パスワード
認証方式）及びこの出願の発明者が提案した動的パスワ
ード認証方法であるCINON法(Chained One-way Data Ver
ification Method)（A.Shimizu, "ADynamic Password A
uthentication Method Using a One-way Function"Syst
tems and Computers in Japan, Vol. 22, No.7, 1991,
pp.32-40）（「資格認証方法」特公平８−２０５１／特
許第２０９８２６７号）、及びその改良系である「ユー
ザ認証機能を有する情報送受信制御方法」（特願平８−
２４０１９０）や「可変認証情報を用いる資格認証方
法」（特願平１１−２０７３２５）がある。
【０００８】Lamport の方法は、パスワードに一方向性
関数を複数回適用しておいて、適用一回前のデータを次
々と認証者側に示すことで、複数回の認証を可能にする
方法である。この方法では、最初に設定した最大認証回
数から認証を実行する毎に１を減算し、認証回数を使い
尽くした時点で、パスワードを再設定する必要がある。
最大認証回数を増やすために一方向性関数の適用回数を
増加させると処理量が増大する。銀行の顧客認証では最
大認証回数として数１００〜１０００等が用いられる。
更に、認証者側に比較して処理能力の小さい、被認証者
側の処理負担が大きいという問題点がある。
関数を複数回適用しておいて、適用一回前のデータを次
々と認証者側に示すことで、複数回の認証を可能にする
方法である。この方法では、最初に設定した最大認証回
数から認証を実行する毎に１を減算し、認証回数を使い
尽くした時点で、パスワードを再設定する必要がある。
最大認証回数を増やすために一方向性関数の適用回数を
増加させると処理量が増大する。銀行の顧客認証では最
大認証回数として数１００〜１０００等が用いられる。
更に、認証者側に比較して処理能力の小さい、被認証者
側の処理負担が大きいという問題点がある。
【０００９】CINON法は、被認証者（ユーザ）が認証者
（ホスト）に対して、前回に正当性の検証を終え登録さ
れている認証データのもとのデータ、次々回に認証に用
いる認証データ、前回送信済みで次回の認証に用いる認
証データの正当性検証データの３つのデータを認証フェ
ーズ毎に送信することで、認証情報を安全に更新しなが
ら次々と連鎖的に認証を行うことのできる方法である。
このように、ＣＩＮＯＮ法では、被認証者が認証者の認
証を得るためには、前回生成した２つの乱数Ｎ (k-1)、
Ｎ(k)を使用する必要がある。そのため、ユーザが出先
の端末から認証者の認証を得る場合には、ユーザはそれ
らの乱数を記憶した例えばＩＣカードの様な記憶媒体を
携帯し、出先の端末で使用しなければならない。また、
端末は、乱数を発生する機能及びＩＣカードを読み書き
する機能を必要とする。一方、インタネットにおいて
は、テレビセットやワードプロセッサ、更に携帯端末な
どにインタネット接続機能を付加したインタネット家電
と呼ばれる製品が市場投入されようとしている。
（ホスト）に対して、前回に正当性の検証を終え登録さ
れている認証データのもとのデータ、次々回に認証に用
いる認証データ、前回送信済みで次回の認証に用いる認
証データの正当性検証データの３つのデータを認証フェ
ーズ毎に送信することで、認証情報を安全に更新しなが
ら次々と連鎖的に認証を行うことのできる方法である。
このように、ＣＩＮＯＮ法では、被認証者が認証者の認
証を得るためには、前回生成した２つの乱数Ｎ (k-1)、
Ｎ(k)を使用する必要がある。そのため、ユーザが出先
の端末から認証者の認証を得る場合には、ユーザはそれ
らの乱数を記憶した例えばＩＣカードの様な記憶媒体を
携帯し、出先の端末で使用しなければならない。また、
端末は、乱数を発生する機能及びＩＣカードを読み書き
する機能を必要とする。一方、インタネットにおいて
は、テレビセットやワードプロセッサ、更に携帯端末な
どにインタネット接続機能を付加したインタネット家電
と呼ばれる製品が市場投入されようとしている。
【００１０】このようなインタネット家電が普及してく
ることに伴い、認証処理を有する情報の送受信に対する
需要が増大してくるものと思われるが、インタネット家
電は、コストを最重視しているため、上述の乱数を発生
したり、それらをＩＣカード等の記憶媒体へ読み書きす
る機構を有していない場合がほとんどである。また、処
理プログラムの格納領域も限られるため、このような認
証処理をできるだけ簡易で小さいプログラムサイズで実
現することが望まれる。
ることに伴い、認証処理を有する情報の送受信に対する
需要が増大してくるものと思われるが、インタネット家
電は、コストを最重視しているため、上述の乱数を発生
したり、それらをＩＣカード等の記憶媒体へ読み書きす
る機構を有していない場合がほとんどである。また、処
理プログラムの格納領域も限られるため、このような認
証処理をできるだけ簡易で小さいプログラムサイズで実
現することが望まれる。
【００１１】この問題を解決するために、本出願の発明
者が提案した「ユーザ認証機能を有する情報送受信制御
方法」（特願平８−２４０１９０）におけるユーザ認証
方式は、インターネット等のセキュリティが十分でない
ネットワーク上の被認証者と認証者間の情報送受信にお
いて、被認証者側にＩＣカード等の記憶媒体の読み書き
を行う機構を必要とせず、かつユーザ認証処理を小さい
プログラムサイズで行うことができる安全な情報送受信
制御方法と装置及びその方法を記録した記録媒体を提供
することを目的としたもので、認証手順において、ＣＩ
ＮＯＮ法の改良として、各種認証データの値を一度きり
のものにするために被認証ユーザと認証サーバとの間で
同期をとらなくてはならないパラメータとして、認証デ
ータ生成時に用いていた乱数に代えて、認証回数を用い
るようにしたことを主要な特徴とする。被認証ユーザが
行わなければならない処理が上記「資格認証方法」より
もややシンプルになている。この発明においては、認証
データの生成に用いる一方向性関数にＤＥＳやＦＥＡＬ
などの共通鍵暗号方法を用いる。しかるに、安全性は用
いる一方向性関数、つまり共通鍵暗号方法の強度に依存
し、乱数から認証回数に変更した影響はない。
者が提案した「ユーザ認証機能を有する情報送受信制御
方法」（特願平８−２４０１９０）におけるユーザ認証
方式は、インターネット等のセキュリティが十分でない
ネットワーク上の被認証者と認証者間の情報送受信にお
いて、被認証者側にＩＣカード等の記憶媒体の読み書き
を行う機構を必要とせず、かつユーザ認証処理を小さい
プログラムサイズで行うことができる安全な情報送受信
制御方法と装置及びその方法を記録した記録媒体を提供
することを目的としたもので、認証手順において、ＣＩ
ＮＯＮ法の改良として、各種認証データの値を一度きり
のものにするために被認証ユーザと認証サーバとの間で
同期をとらなくてはならないパラメータとして、認証デ
ータ生成時に用いていた乱数に代えて、認証回数を用い
るようにしたことを主要な特徴とする。被認証ユーザが
行わなければならない処理が上記「資格認証方法」より
もややシンプルになている。この発明においては、認証
データの生成に用いる一方向性関数にＤＥＳやＦＥＡＬ
などの共通鍵暗号方法を用いる。しかるに、安全性は用
いる一方向性関数、つまり共通鍵暗号方法の強度に依存
し、乱数から認証回数に変更した影響はない。
【００１２】更に、本出願の発明者が提案した「可変認
証情報を用いる資格認証方法」（特願平１１−２０７３
２５）におけるユーザ認証方式は、被認証者は、認証フ
ェーズ毎に乱数を生成し、乱数、ユーザＩＤ、パスワー
ドを基に今回の認証データと次回の認証データを一方向
性関数を用いて算出し、これをさらに排他的論理和を用
いて被認証者以外は解読できないように暗号化し、これ
ら今回認証用の排他的論理和及び次回認証用の排他的論
理和を被認証者自身のユーザＩＤと合わせて認証者（サ
ーバ等の装置を含む）に送信し、また、認証者は、被認
証者から前述の３つの情報を受信し、今回の認証データ
を基に一方向性関数を用いて算出した正当性確認パラメ
ータと前回の認証フェーズにおいて登録した認証パラメ
ータと比較し、一致したら今回の認証が成立したと判断
し、次回の認証データを次回の認証パラメータとして登
録するものであり、セキュリティが十分でないネットワ
ーク上の被認証者を認証者に認証させるための可変認証
情報を用いる資格認証方法において、認証フェーズ毎に
被認証者側および認証者側で実行する処理量（計算量）
を極めて少なくすることにより、被認証側にも認証側に
も簡易で小さいプログラムサイズで実現可能とし、か
つ、通信路上の盗聴に強い安全な認証を行える方法を提
供することが可能となった。
証情報を用いる資格認証方法」（特願平１１−２０７３
２５）におけるユーザ認証方式は、被認証者は、認証フ
ェーズ毎に乱数を生成し、乱数、ユーザＩＤ、パスワー
ドを基に今回の認証データと次回の認証データを一方向
性関数を用いて算出し、これをさらに排他的論理和を用
いて被認証者以外は解読できないように暗号化し、これ
ら今回認証用の排他的論理和及び次回認証用の排他的論
理和を被認証者自身のユーザＩＤと合わせて認証者（サ
ーバ等の装置を含む）に送信し、また、認証者は、被認
証者から前述の３つの情報を受信し、今回の認証データ
を基に一方向性関数を用いて算出した正当性確認パラメ
ータと前回の認証フェーズにおいて登録した認証パラメ
ータと比較し、一致したら今回の認証が成立したと判断
し、次回の認証データを次回の認証パラメータとして登
録するものであり、セキュリティが十分でないネットワ
ーク上の被認証者を認証者に認証させるための可変認証
情報を用いる資格認証方法において、認証フェーズ毎に
被認証者側および認証者側で実行する処理量（計算量）
を極めて少なくすることにより、被認証側にも認証側に
も簡易で小さいプログラムサイズで実現可能とし、か
つ、通信路上の盗聴に強い安全な認証を行える方法を提
供することが可能となった。
【００１３】上記４方式における認証方法は全て可変認
証情報を用いる資格認証方法である。かかる資格認証方
法の重要な特徴は、インターネット等の通信路を通して
被認証者から認証者に渡される認証用データは認証フェ
ーズ毎に異なる（毎回異なる）ため、ある認証フェーズ
でそれが盗聴されたとしても、次の認証フェーズ（次回
認証時）には別の認証データを被認証者から認証者に送
らなければ認証されないので、盗聴した無資格者が正当
な被認証者になりすますことができないという点であ
る。
証情報を用いる資格認証方法である。かかる資格認証方
法の重要な特徴は、インターネット等の通信路を通して
被認証者から認証者に渡される認証用データは認証フェ
ーズ毎に異なる（毎回異なる）ため、ある認証フェーズ
でそれが盗聴されたとしても、次の認証フェーズ（次回
認証時）には別の認証データを被認証者から認証者に送
らなければ認証されないので、盗聴した無資格者が正当
な被認証者になりすますことができないという点であ
る。
【００１４】
【発明が解決しようとする課題】Lamportの方法には、
被認証ユーザ側での処理（計算）量が非常に大きいとい
う問題と、被認証者が、定期的にパスワードを更新する
必要があるという問題があった。CINON法では、Lamport
の方法の欠点であるパスワードの更新の必要性をなくす
ことができたが、被認証者および認証者における処理
（計算）量が大きいという問題は依然残った。「ユーザ
認証機能を有する情報送受信制御方式」におけるユーザ
認証方法は、CINON法の欠点である、被認証者における
処理（計算量）を削減することができたが、被認証者と
認証者の相互間の手順がやや複雑であり、認証サーバ側
でユーザ対応に管理しなければならないデータが多く、
実運用時には準正常系、異常系の処理手順を入念に検討
しておく必要があるという問題があった。又、「可変認
証情報を用いる資格認証方法」におけるユーザ認証方式
は、「ユーザ認証機能を有する情報送受信制御方式」に
おける管理データが多く、準正常系、異常系の処理手順
が難しいという問題点を改善することができたが、今回
の認証データと次回の認証データが独立していた為、ユ
ーザIDと今回の認証データが不変であればそれだけで認
証が成立してしまうという問題点があった。さらに、悪
意の第３者によって次回の認証データのみを改ざんされ
ても認証は成立し改ざん後のデータが次回認証データと
して処理されてしまう為、正当なユーザのその後の認証
を妨害される恐れがあった。
被認証ユーザ側での処理（計算）量が非常に大きいとい
う問題と、被認証者が、定期的にパスワードを更新する
必要があるという問題があった。CINON法では、Lamport
の方法の欠点であるパスワードの更新の必要性をなくす
ことができたが、被認証者および認証者における処理
（計算）量が大きいという問題は依然残った。「ユーザ
認証機能を有する情報送受信制御方式」におけるユーザ
認証方法は、CINON法の欠点である、被認証者における
処理（計算量）を削減することができたが、被認証者と
認証者の相互間の手順がやや複雑であり、認証サーバ側
でユーザ対応に管理しなければならないデータが多く、
実運用時には準正常系、異常系の処理手順を入念に検討
しておく必要があるという問題があった。又、「可変認
証情報を用いる資格認証方法」におけるユーザ認証方式
は、「ユーザ認証機能を有する情報送受信制御方式」に
おける管理データが多く、準正常系、異常系の処理手順
が難しいという問題点を改善することができたが、今回
の認証データと次回の認証データが独立していた為、ユ
ーザIDと今回の認証データが不変であればそれだけで認
証が成立してしまうという問題点があった。さらに、悪
意の第３者によって次回の認証データのみを改ざんされ
ても認証は成立し改ざん後のデータが次回認証データと
して処理されてしまう為、正当なユーザのその後の認証
を妨害される恐れがあった。
【００１５】本発明の目的は、セキュリティが十分でな
いネットワーク上の被認証者を認証者に認証させるため
の可変認証情報を用いる資格認証方法において、認証フ
ェーズ毎に被認証者側および認証者側で実行する処理量
（計算量）を極めて少なくすることにより、被認証側に
も認証側にも簡易で小さいプログラムサイズで実現可能
とし、かつ、通信路上の盗聴や通信経路での情報の不正
操作に強い安全な認証を行える方法を提供することにあ
る。
いネットワーク上の被認証者を認証者に認証させるため
の可変認証情報を用いる資格認証方法において、認証フ
ェーズ毎に被認証者側および認証者側で実行する処理量
（計算量）を極めて少なくすることにより、被認証側に
も認証側にも簡易で小さいプログラムサイズで実現可能
とし、かつ、通信路上の盗聴や通信経路での情報の不正
操作に強い安全な認証を行える方法を提供することにあ
る。
【００１６】
【課題を解決するための手段】上記課題を解決するため
に、本発明による可変認証情報を用いる資格認証方法
は、被認証者が認証者に対して、被認証者が秘密に保持
しているパスワードを教えることなく、自分を認証させ
ることのできる方法で、かつ被認証者から認証者への認
証依頼の度に送付する認証情報を可変とする可変認証情
報を用いる資格認証方法において、初期登録フェーズで
は、被認証者が、自己のユーザーＩＤとパスワードと乱
数を基に、入力情報を算出することが計算量的に困難で
あるような一方向性を有する出力情報を生成する一方向
性関数を用いて初回の認証データを生成する工程と、被
認証者が認証者に対して、自己のユーザーＩＤと初回の
認証データを送信する工程と、認証者が被認証者から受
信した初回の認証データを初回認証時に用いる認証パラ
メータとして登録する工程を有し、認証フェーズでは、
被認証者が、自己のユーザーＩＤとパスワードと乱数を
基に、前記一方向性関数を用いて今回の認証データ用中
間データと今回の認証データと次回の認証データと認証
確認用中間パラメータを生成し、今回の認証データ用中
間データに認証確認用中間パラメータで排他的論理和演
算を行うと共に、次回の認証データに今回の認証データ
で排他的論理和演算することにより、今回認証用の排他
的論理和及び次回認証用の排他的論理和を生成する工程
と、被認証者が認証者に対して、自己のユーザーＩＤ、
今回認証用の排他的論理和及び次回認証用の排他的論理
和を送信する工程と、認証者が、被認証者から受信した
次回認証用の排他的論理和と前回登録された認証パラメ
ータとの排他的論理和により次回認証用仮パラメータを
生成し、次回認証用仮パラメータから前記一方向性関数
を用いて認証確認用中間パラメータを生成する工程と、
被認証者から受信した今回認証用の排他的論理和と生成
された認証確認用中間パラメータとの排他的論理和を入
力情報として、前記一方向性関数を用いて被認証者の正
当性確認パラメータを生成し、この正当性確認パラメー
タと前回登録された認証パラメータを比較し、一致した
場合は認証が成立したものとし、一致しない場合は認証
が不成立と判断する工程と、認証が成立した場合は、前
回登録された認証パラメータの替わりに前記の次回認証
用仮パラメータを次回認証用の認証パラメータとして登
録する工程を有し、以上の工程を順次続けて被認証者の
認証を行うことを特徴とする。
に、本発明による可変認証情報を用いる資格認証方法
は、被認証者が認証者に対して、被認証者が秘密に保持
しているパスワードを教えることなく、自分を認証させ
ることのできる方法で、かつ被認証者から認証者への認
証依頼の度に送付する認証情報を可変とする可変認証情
報を用いる資格認証方法において、初期登録フェーズで
は、被認証者が、自己のユーザーＩＤとパスワードと乱
数を基に、入力情報を算出することが計算量的に困難で
あるような一方向性を有する出力情報を生成する一方向
性関数を用いて初回の認証データを生成する工程と、被
認証者が認証者に対して、自己のユーザーＩＤと初回の
認証データを送信する工程と、認証者が被認証者から受
信した初回の認証データを初回認証時に用いる認証パラ
メータとして登録する工程を有し、認証フェーズでは、
被認証者が、自己のユーザーＩＤとパスワードと乱数を
基に、前記一方向性関数を用いて今回の認証データ用中
間データと今回の認証データと次回の認証データと認証
確認用中間パラメータを生成し、今回の認証データ用中
間データに認証確認用中間パラメータで排他的論理和演
算を行うと共に、次回の認証データに今回の認証データ
で排他的論理和演算することにより、今回認証用の排他
的論理和及び次回認証用の排他的論理和を生成する工程
と、被認証者が認証者に対して、自己のユーザーＩＤ、
今回認証用の排他的論理和及び次回認証用の排他的論理
和を送信する工程と、認証者が、被認証者から受信した
次回認証用の排他的論理和と前回登録された認証パラメ
ータとの排他的論理和により次回認証用仮パラメータを
生成し、次回認証用仮パラメータから前記一方向性関数
を用いて認証確認用中間パラメータを生成する工程と、
被認証者から受信した今回認証用の排他的論理和と生成
された認証確認用中間パラメータとの排他的論理和を入
力情報として、前記一方向性関数を用いて被認証者の正
当性確認パラメータを生成し、この正当性確認パラメー
タと前回登録された認証パラメータを比較し、一致した
場合は認証が成立したものとし、一致しない場合は認証
が不成立と判断する工程と、認証が成立した場合は、前
回登録された認証パラメータの替わりに前記の次回認証
用仮パラメータを次回認証用の認証パラメータとして登
録する工程を有し、以上の工程を順次続けて被認証者の
認証を行うことを特徴とする。
【００１７】すなわち、本発明は、被認証者（装置を含
む）は、認証フェーズ毎に乱数を生成し、乱数、ユーザ
ＩＤ、パスワードを基に今回の認証データと次回の認証
データと認証確認用中間パラメータを一方向性関数を用
いて算出し、これらの各データをさらに排他的論理和を
用いて関連付け、かつ被認証者以外は解読できない形で
暗号化し、これら今回認証用の排他的論理和及び次回認
証用の排他的論理和を被認証者自身のユーザＩＤと合わ
せて認証者（サーバ等の装置を含む）に送信し、また、
認証者は、被認証者から前述の３つの情報を受信し、こ
れらの情報と前回の認証フェーズにおいて登録した認証
パラメータを基に一方向性関数を用いて算出した正当性
確認パラメータと前回の認証フェーズにおいて登録した
認証パラメータと比較し、一致したら今回の認証が成立
したと判断し、復元した次回の認証データを次回の認証
パラメータとして登録するものである。
む）は、認証フェーズ毎に乱数を生成し、乱数、ユーザ
ＩＤ、パスワードを基に今回の認証データと次回の認証
データと認証確認用中間パラメータを一方向性関数を用
いて算出し、これらの各データをさらに排他的論理和を
用いて関連付け、かつ被認証者以外は解読できない形で
暗号化し、これら今回認証用の排他的論理和及び次回認
証用の排他的論理和を被認証者自身のユーザＩＤと合わ
せて認証者（サーバ等の装置を含む）に送信し、また、
認証者は、被認証者から前述の３つの情報を受信し、こ
れらの情報と前回の認証フェーズにおいて登録した認証
パラメータを基に一方向性関数を用いて算出した正当性
確認パラメータと前回の認証フェーズにおいて登録した
認証パラメータと比較し、一致したら今回の認証が成立
したと判断し、復元した次回の認証データを次回の認証
パラメータとして登録するものである。
【００１８】これにより、本発明は、（１）前記の従来
技術において１回の認証処理実行時に、被認証者と認証
者との間で行われる認証関連情報の授受が、被認証者か
らみて１往復半（計３回の送受信）以上必要であったの
が、被認証者が認証者に対して１回の送信のみですむよ
うになった、（２）前記の従来技術において認証者が被
認証者毎に管理している認証関連データが４以上あった
のに対して、本方式ではわずか１のデータのみですむよ
うになった、（３）認証フェーズ毎に被認証者側および
認証者側で排他的論理和演算以外の暗号化又は複合処理
が認証側で２回、被認証者側で５回と少なくなった、こ
とにより被認証者および認証者が実行する処理量（計算
量）を極めて少なくすることができる、（４）通信経路
での情報が不正操作によって、今回認証用の排他的論理
和や次回認証用の排他的論理和が変更されても、認証プ
ロセスにおいてこれらの排他的論理和が相互に関連づけ
られ、一方向性関数による複雑な演算もなされている
為、認証ができなくなり、認証ができない場合は認証パ
ラメータが不変なので、より安全な認証を実現できるよ
うになったという主要な効果を有する。
技術において１回の認証処理実行時に、被認証者と認証
者との間で行われる認証関連情報の授受が、被認証者か
らみて１往復半（計３回の送受信）以上必要であったの
が、被認証者が認証者に対して１回の送信のみですむよ
うになった、（２）前記の従来技術において認証者が被
認証者毎に管理している認証関連データが４以上あった
のに対して、本方式ではわずか１のデータのみですむよ
うになった、（３）認証フェーズ毎に被認証者側および
認証者側で排他的論理和演算以外の暗号化又は複合処理
が認証側で２回、被認証者側で５回と少なくなった、こ
とにより被認証者および認証者が実行する処理量（計算
量）を極めて少なくすることができる、（４）通信経路
での情報が不正操作によって、今回認証用の排他的論理
和や次回認証用の排他的論理和が変更されても、認証プ
ロセスにおいてこれらの排他的論理和が相互に関連づけ
られ、一方向性関数による複雑な演算もなされている
為、認証ができなくなり、認証ができない場合は認証パ
ラメータが不変なので、より安全な認証を実現できるよ
うになったという主要な効果を有する。
【００１９】また、一方向性関数ＥとしてＤＥＳ、ＦＥ
ＡＬなどの秘密鍵暗号方式に用いる関数を用いるのが好
適である。認証情報の解読が不可能であり、さらに、Ｆ
ＥＡＬは高速暗号処理を実現している。
ＡＬなどの秘密鍵暗号方式に用いる関数を用いるのが好
適である。認証情報の解読が不可能であり、さらに、Ｆ
ＥＡＬは高速暗号処理を実現している。
【００２０】
【発明の実施の形態】［実施形態１］本発明による可変
認証情報を用いる資格認証方法の説明に先だって、まず
一方向性関数について説明する。一方向性関数とは、入
力データのしらみ潰し以外に、出力データから入力デー
タを逆算する有効な方法のない関数をいう。ＤＥＳ、Ｆ
ＥＡＬなどの秘密鍵暗号アルゴリズムを用いて、このよ
うな性質を実現できる。特に、ＦＥＡＬは、16ビットの
パーソナルコンピュータ上のソフトウェアで200Kbps、L
SIとして96Mbps（クロック10MHz）の暗号化処理速度を
実現しているすぐれた秘密鍵暗号方式である。
認証情報を用いる資格認証方法の説明に先だって、まず
一方向性関数について説明する。一方向性関数とは、入
力データのしらみ潰し以外に、出力データから入力デー
タを逆算する有効な方法のない関数をいう。ＤＥＳ、Ｆ
ＥＡＬなどの秘密鍵暗号アルゴリズムを用いて、このよ
うな性質を実現できる。特に、ＦＥＡＬは、16ビットの
パーソナルコンピュータ上のソフトウェアで200Kbps、L
SIとして96Mbps（クロック10MHz）の暗号化処理速度を
実現しているすぐれた秘密鍵暗号方式である。
【００２１】秘密鍵暗号アルゴリズムをＣ＝Ｅ（ＰA，
ＳB）で表す。Ｅは一方向性関数（秘密鍵暗号化処理関
数、第２パラメータが秘密鍵）で、Ｃは暗号文、ＰAは
平文、ＳBは秘密鍵である。ＰAを平文、ＳBを入力情
報、Ｃを出力情報とすると、平文ＰAと出力情報Ｃが分
かっていても入力情報ＳBを逆算できない。
ＳB）で表す。Ｅは一方向性関数（秘密鍵暗号化処理関
数、第２パラメータが秘密鍵）で、Ｃは暗号文、ＰAは
平文、ＳBは秘密鍵である。ＰAを平文、ＳBを入力情
報、Ｃを出力情報とすると、平文ＰAと出力情報Ｃが分
かっていても入力情報ＳBを逆算できない。
【００２２】続いて本発明の資格認証方法の実施形態を
説明する。本発明の認証方法のデータの流れを図１ない
し図３に示す。図１は初期登録フェーズ、図２は初回認
証フェーズ、図３はｋ回目認証フェーズのデータの流れ
を示す。データは上から下に又は矢印に沿って流れる。
図及び以下の説明において、一方向演算Ｃ＝Ｅ（ＰA，
ＳB）をＣ←Ｅ（ＰA，ＳB）のように表す。また、排他
的論理和演算子を＠で表す。
説明する。本発明の認証方法のデータの流れを図１ない
し図３に示す。図１は初期登録フェーズ、図２は初回認
証フェーズ、図３はｋ回目認証フェーズのデータの流れ
を示す。データは上から下に又は矢印に沿って流れる。
図及び以下の説明において、一方向演算Ｃ＝Ｅ（ＰA，
ＳB）をＣ←Ｅ（ＰA，ＳB）のように表す。また、排他
的論理和演算子を＠で表す。
【００２３】図４は本発明の資格認証方法を実現する機
能ブロックの実施形態を示す。図４において、１は認証
制御機構、２は被認証制御機構、３は公開簿、４は秘密
情報入力機構、５は乱数生成機構、６は一方向性情報生
成機構、７は乱数記録機構、８は情報送信機構、９は情
報受信機構、１０は情報記録機構、１１は情報比較機
構、１２は演算機構である。本実施形態では、認証者Ｕ
Aを認証サーバ、被認証者ＵBを被認証ユーザとし、その
認証手順を示す。被認証ユーザＵBはＰAとして公開され
た自己のユーザＩＤ＝Ａを持ち、自分のみで秘密に管理
するパスーワードＳを持つものとし、ＳBとしてパスー
ワードＳと乱数との排他的論理和を用いるものとする。
能ブロックの実施形態を示す。図４において、１は認証
制御機構、２は被認証制御機構、３は公開簿、４は秘密
情報入力機構、５は乱数生成機構、６は一方向性情報生
成機構、７は乱数記録機構、８は情報送信機構、９は情
報受信機構、１０は情報記録機構、１１は情報比較機
構、１２は演算機構である。本実施形態では、認証者Ｕ
Aを認証サーバ、被認証者ＵBを被認証ユーザとし、その
認証手順を示す。被認証ユーザＵBはＰAとして公開され
た自己のユーザＩＤ＝Ａを持ち、自分のみで秘密に管理
するパスーワードＳを持つものとし、ＳBとしてパスー
ワードＳと乱数との排他的論理和を用いるものとする。
【００２４】本実施形態における認証方法は、大きく分
けて、初期登録フェーズとその後の認証フェーズの２つ
のフェーズから成り立つ。認証フェーズは第１回目、第
２回目、第３回目…と順次繰り返される。認証サーバＵ
Aの認証制御は認証制御機構１が行う。また、被認証ユ
ーザＵBの被認証制御は被認証制御機構２が行う。ま
た、上記ユーザＩＤ Ａは公開簿３に登録されている。
けて、初期登録フェーズとその後の認証フェーズの２つ
のフェーズから成り立つ。認証フェーズは第１回目、第
２回目、第３回目…と順次繰り返される。認証サーバＵ
Aの認証制御は認証制御機構１が行う。また、被認証ユ
ーザＵBの被認証制御は被認証制御機構２が行う。ま
た、上記ユーザＩＤ Ａは公開簿３に登録されている。
【００２５】［初期登録フェーズ］まず、初期登録フェ
ーズについて説明する。 被認証ユーザＵB側（演算処理） パスワードＳは秘密情報入力機構４によって取り込まれ
る。自分のユーザＩＤとしてＰA＝Ａを用いる。Ｎ(0)を
乱数生成機構５によって任意に設定し、乱数記録機構７
によって記録しておく。一方向性情報生成機構６によっ
て以下のデータを算出する。一方向性関数として秘密鍵
暗号化処理関数Ｅを用いる。まず、初回の認証用中間デ
ータ Ｅ(0)←Ｅ（Ａ，Ｓ＠Ｎ(0)）を生成し、更に、初
回の認証データ Ｅ2 (0)←Ｅ（Ａ，Ｅ(0)）を生成す
る。
ーズについて説明する。 被認証ユーザＵB側（演算処理） パスワードＳは秘密情報入力機構４によって取り込まれ
る。自分のユーザＩＤとしてＰA＝Ａを用いる。Ｎ(0)を
乱数生成機構５によって任意に設定し、乱数記録機構７
によって記録しておく。一方向性情報生成機構６によっ
て以下のデータを算出する。一方向性関数として秘密鍵
暗号化処理関数Ｅを用いる。まず、初回の認証用中間デ
ータ Ｅ(0)←Ｅ（Ａ，Ｓ＠Ｎ(0)）を生成し、更に、初
回の認証データ Ｅ2 (0)←Ｅ（Ａ，Ｅ(0)）を生成す
る。
【００２６】被認証ユーザＵB側（送信処理）
以上の準備をした上で、情報送信機構８によって認証サ
ーバＵAに以下のデータを送信し、登録を依頼する。こ
の場合、盗聴の恐れのないセキュアルート（安全なルー
ト）により送信する。 ユーザＩＤ Ａ、初回の認証データ Ｅ2 (0)
ーバＵAに以下のデータを送信し、登録を依頼する。こ
の場合、盗聴の恐れのないセキュアルート（安全なルー
ト）により送信する。 ユーザＩＤ Ａ、初回の認証データ Ｅ2 (0)
【００２７】認証サーバＵA側（受信、登録処理）
情報受信機構９でユーザＩＤ Ａおよび初回の（次回
の）認証データＥ2 (0)を受信し、受信したデータＥ2 (0)
を情報記録機構１０で初回の認証パラメータ（認証パラ
メータ初期値）Ｚとして記憶（登録）する。
の）認証データＥ2 (0)を受信し、受信したデータＥ2 (0)
を情報記録機構１０で初回の認証パラメータ（認証パラ
メータ初期値）Ｚとして記憶（登録）する。
【００２８】［認証フェーズ］次に、認証フェーズにつ
いて説明する。まず、初回（ｋ＝１）の認証手順につい
て説明する。 被認証ユーザＵB側（演算処理） 乱数生成機構５によりＮ1を任意に設定し、乱数記録機
構７に記憶させる。次に、一方向性情報生成機構６によ
って以下のデータを算出する。次回の認証データ用中間
データ Ｅ(1)←Ｅ（Ａ，Ｓ＠Ｎ(1)）を生成し、更に、
次回の認証データ Ｅ2 (1)←Ｅ（Ａ，Ｅ(1)）を生成
し、更に、認証確認用中間パラメータ Ｅ3 (1)←Ｅ
（Ａ，Ｅ2 (1)）を生成する。次に、初期登録フェーズで
乱数記録機構７に記憶させたＮ(0)を使って、今回の認
証データ用中間データ Ｅ(0)←Ｅ（Ａ，Ｓ＠Ｎ(0)）を
生成し、更に、今回の認証データ Ｅ2 (0)←Ｅ（Ａ，Ｅ
(0)）を生成する。次に、演算機構１２によって以下の
データを算出する。今回認証用の排他的論理和 Ｆ(0)
＝Ｅ(0)＠Ｅ3 (1)を算出し、更に、次回認証用の排他的
論理和 Ｇ(1)＝Ｅ2 (1)＠Ｅ2 (0)を算出する。
いて説明する。まず、初回（ｋ＝１）の認証手順につい
て説明する。 被認証ユーザＵB側（演算処理） 乱数生成機構５によりＮ1を任意に設定し、乱数記録機
構７に記憶させる。次に、一方向性情報生成機構６によ
って以下のデータを算出する。次回の認証データ用中間
データ Ｅ(1)←Ｅ（Ａ，Ｓ＠Ｎ(1)）を生成し、更に、
次回の認証データ Ｅ2 (1)←Ｅ（Ａ，Ｅ(1)）を生成
し、更に、認証確認用中間パラメータ Ｅ3 (1)←Ｅ
（Ａ，Ｅ2 (1)）を生成する。次に、初期登録フェーズで
乱数記録機構７に記憶させたＮ(0)を使って、今回の認
証データ用中間データ Ｅ(0)←Ｅ（Ａ，Ｓ＠Ｎ(0)）を
生成し、更に、今回の認証データ Ｅ2 (0)←Ｅ（Ａ，Ｅ
(0)）を生成する。次に、演算機構１２によって以下の
データを算出する。今回認証用の排他的論理和 Ｆ(0)
＝Ｅ(0)＠Ｅ3 (1)を算出し、更に、次回認証用の排他的
論理和 Ｇ(1)＝Ｅ2 (1)＠Ｅ2 (0)を算出する。
【００２９】被認証ユーザＵB側（送信処理）
情報送信機構８によって認証サーバＵAに以下のデータ
を送信する。 ユーザＩＤ Ａ，今回認証用の排他的論理和Ｆ(0)、次
回認証用の排他的論理和Ｇ(1) この時、送信データは被認証者以外は解読できないよう
に暗号化されているので、インターネットのような盗聴
の恐れのあるルート（一般ルート）を用いてもよい。
を送信する。 ユーザＩＤ Ａ，今回認証用の排他的論理和Ｆ(0)、次
回認証用の排他的論理和Ｇ(1) この時、送信データは被認証者以外は解読できないよう
に暗号化されているので、インターネットのような盗聴
の恐れのあるルート（一般ルート）を用いてもよい。
【００３０】認証サーバＵA側（受信、認証処理）
ユーザＩＤ Ａ、今回認証用の排他的論理和Ｆ(0)、次
回認証用の排他的論理和Ｇ(1)を受信し、まず、次回認
証用仮パラメータＺ'を、演算機構１２にて以下の演算
により生成する。 Ｚ'←Ｇ(1)＠Ｚ ここで、Ｚ＝Ｅ2 (0)は初期登録フェーズで情報記録機構
１０に登録された認証パラメータである。次に、認証確
認用中間パラメータＷを、演算機構１２にて以下の演算
により生成する。 Ｗ←Ｅ（Ａ，Ｚ'） 次に、正当性確認用中間パラメータＸを、演算機構１２
にて以下の演算により生成する。 Ｘ＝Ｆ(0)＠Ｗ この排他的論理和演算処理において、Ｆ(0)＝Ｅ(0)＠Ｅ
3 (1)が正当な被認証ユーザＵBから受信したものであれ
ば、演算結果はＸ＝Ｅ(0)になるはずである。次に、正
当性確認パラメータＹを一方向性情報生成機構６にて以
下の演算により生成する。 Ｙ←Ｅ（Ａ，Ｘ） もし、正当性確認パラメータＹと初期登録フェーズで記
憶（登録）された認証パラメータＺ＝Ｅ2 (0)が一致すれ
ば、今回の認証が成立したことになり、一致しなければ
認証は不成立となる。
回認証用の排他的論理和Ｇ(1)を受信し、まず、次回認
証用仮パラメータＺ'を、演算機構１２にて以下の演算
により生成する。 Ｚ'←Ｇ(1)＠Ｚ ここで、Ｚ＝Ｅ2 (0)は初期登録フェーズで情報記録機構
１０に登録された認証パラメータである。次に、認証確
認用中間パラメータＷを、演算機構１２にて以下の演算
により生成する。 Ｗ←Ｅ（Ａ，Ｚ'） 次に、正当性確認用中間パラメータＸを、演算機構１２
にて以下の演算により生成する。 Ｘ＝Ｆ(0)＠Ｗ この排他的論理和演算処理において、Ｆ(0)＝Ｅ(0)＠Ｅ
3 (1)が正当な被認証ユーザＵBから受信したものであれ
ば、演算結果はＸ＝Ｅ(0)になるはずである。次に、正
当性確認パラメータＹを一方向性情報生成機構６にて以
下の演算により生成する。 Ｙ←Ｅ（Ａ，Ｘ） もし、正当性確認パラメータＹと初期登録フェーズで記
憶（登録）された認証パラメータＺ＝Ｅ2 (0)が一致すれ
ば、今回の認証が成立したことになり、一致しなければ
認証は不成立となる。
【００３１】認証サーバＵA側（登録処理）
認証が成立した場合、Ｚ'＝Ｅ2 (1)を、次回すなわち第
２回目の認証で用いる認証パラメータＺとして情報記録
機構１０に記憶（登録）する。認証が不成立の場合に
は、認証パラメータＺは不変である。
２回目の認証で用いる認証パラメータＺとして情報記録
機構１０に記憶（登録）する。認証が不成立の場合に
は、認証パラメータＺは不変である。
【００３２】一般に、第ｋ回目（ｋは正整数）の認証手
順は以下の通りである。 被認証ユーザＵB側（演算処理） 乱数生成機構５によりＮ(k)を任意に設定し、乱数記録
機構７に記憶させる。一方向性情報生成機構６によって
以下のデータを算出する。次回の認証データ用中間デー
タ Ｅ(k)←Ｅ（Ａ，Ｓ＠Ｎ(k)）を生成し、更に、次回
の認証データ Ｅ2 (k)←Ｅ（Ａ，Ｅ(k)）を生成し、更
に、認証確認用中間パラメータ Ｅ3 (k)←Ｅ（Ａ，Ｅ2
(k)）を生成する。次に、前回の認証フェーズで乱数記
録機構７に記憶させたＮ(k-1)を使って、今回の認証デ
ータ用中間データ Ｅ(k-1)←Ｅ（Ａ，Ｓ＠Ｎ(k-1)）を
生成し、更に、今回の認証データ Ｅ2 (k-1)←Ｅ（Ａ，
Ｅ(k-1)）を生成する。次に、演算機構１２によって以
下のデータを算出する。今回認証用の排他論理和 Ｆ
(k-1)＝Ｅ(k-1)＠Ｅ3 (k)を算出し、更に、次回認証用の
排他論理和 Ｇｋ＝Ｅ2 (k)＠Ｅ2 (k-1)を算出する。
順は以下の通りである。 被認証ユーザＵB側（演算処理） 乱数生成機構５によりＮ(k)を任意に設定し、乱数記録
機構７に記憶させる。一方向性情報生成機構６によって
以下のデータを算出する。次回の認証データ用中間デー
タ Ｅ(k)←Ｅ（Ａ，Ｓ＠Ｎ(k)）を生成し、更に、次回
の認証データ Ｅ2 (k)←Ｅ（Ａ，Ｅ(k)）を生成し、更
に、認証確認用中間パラメータ Ｅ3 (k)←Ｅ（Ａ，Ｅ2
(k)）を生成する。次に、前回の認証フェーズで乱数記
録機構７に記憶させたＮ(k-1)を使って、今回の認証デ
ータ用中間データ Ｅ(k-1)←Ｅ（Ａ，Ｓ＠Ｎ(k-1)）を
生成し、更に、今回の認証データ Ｅ2 (k-1)←Ｅ（Ａ，
Ｅ(k-1)）を生成する。次に、演算機構１２によって以
下のデータを算出する。今回認証用の排他論理和 Ｆ
(k-1)＝Ｅ(k-1)＠Ｅ3 (k)を算出し、更に、次回認証用の
排他論理和 Ｇｋ＝Ｅ2 (k)＠Ｅ2 (k-1)を算出する。
【００３３】被認証ユーザＵB側（送信処理）
情報送信機構８によって認証サーバＵAに以下のデータ
を送信する。 ユーザＩＤ Ａ，今回認証用の排他論理和Ｆ(k-1)、次
回認証用の排他論理和Ｇ(k) この時、送信データは被認証者以外は解読できないよう
に暗号化されているので、インターネットのような盗聴
の恐れのあるルート（一般ルート）を用いてもよい。
を送信する。 ユーザＩＤ Ａ，今回認証用の排他論理和Ｆ(k-1)、次
回認証用の排他論理和Ｇ(k) この時、送信データは被認証者以外は解読できないよう
に暗号化されているので、インターネットのような盗聴
の恐れのあるルート（一般ルート）を用いてもよい。
【００３４】認証サーバＵA側（受信、認証処理）
ユーザＩＤ Ａ、今回認証用の排他論理和Ｆ(k-1)、次
回認証用の排他論理和Ｇ(k)を受信し、まず、次回認証
用仮パラメータＺ'を、演算機構１２にて以下の演算に
より生成する。 Ｚ'←Ｇ（k）＠Ｚ ここで、Ｚ＝Ｅ2 (0)は初期登録フェーズで情報記録機構
１０に登録された認証パラメータである。次に、認証確
認用中間パラメータＷを、演算機構１２にて以下の演算
により生成する。 Ｗ←Ｅ（Ａ，Ｚ'） 次に、正当性確認用中間パラメータＸを演算機構１２に
て以下の演算により生成する。 Ｘ＝Ｆ(k-1)＠Ｗ この排他的論理和演算処理において、Ｆ(k-1)が正当な
被認証ユーザＵBから受信したものであれば、演算結果
はＸ＝Ｅ(k-1)になるはずである。次に、正当性確認パ
ラメータＹを一方向性情報生成機構６にて以下の演算に
より生成する。 Ｙ←Ｅ（Ａ，Ｘ） もし、正当性確認パラメータＹと前回の認証フェーズで
登録された認証パラメータＺ＝Ｅ2 (k-1)が一致すれば、
今回の認証が成立したことになり、一致しなければ認証
は不成立となる。
回認証用の排他論理和Ｇ(k)を受信し、まず、次回認証
用仮パラメータＺ'を、演算機構１２にて以下の演算に
より生成する。 Ｚ'←Ｇ（k）＠Ｚ ここで、Ｚ＝Ｅ2 (0)は初期登録フェーズで情報記録機構
１０に登録された認証パラメータである。次に、認証確
認用中間パラメータＷを、演算機構１２にて以下の演算
により生成する。 Ｗ←Ｅ（Ａ，Ｚ'） 次に、正当性確認用中間パラメータＸを演算機構１２に
て以下の演算により生成する。 Ｘ＝Ｆ(k-1)＠Ｗ この排他的論理和演算処理において、Ｆ(k-1)が正当な
被認証ユーザＵBから受信したものであれば、演算結果
はＸ＝Ｅ(k-1)になるはずである。次に、正当性確認パ
ラメータＹを一方向性情報生成機構６にて以下の演算に
より生成する。 Ｙ←Ｅ（Ａ，Ｘ） もし、正当性確認パラメータＹと前回の認証フェーズで
登録された認証パラメータＺ＝Ｅ2 (k-1)が一致すれば、
今回の認証が成立したことになり、一致しなければ認証
は不成立となる。
【００３５】認証サーバＵA側：認証が成立した場合
には、Ｚ'＝Ｅ2 (k)を、ユーザＩＤ＝Ａの被認証ユーザ
が次回の認証で用いる新たな認証パラメータＺとして情
報記録機構１０に記憶（登録）する。認証が不成立の場
合には、認証パラメータＺは不変である。以上の認証フ
ェーズをｋ＝１，２，３，…と順次続けて、被認証者の
パスワードの認証を行う。
には、Ｚ'＝Ｅ2 (k)を、ユーザＩＤ＝Ａの被認証ユーザ
が次回の認証で用いる新たな認証パラメータＺとして情
報記録機構１０に記憶（登録）する。認証が不成立の場
合には、認証パラメータＺは不変である。以上の認証フ
ェーズをｋ＝１，２，３，…と順次続けて、被認証者の
パスワードの認証を行う。
【００３６】本実施形態による資格認証方法の効果は、
次の通りである。第ｋ回目の認証フェーズで、被認証ユ
ーザＵBが認証サーバＵAに送信する今回認証用の排他論
理和Ｆ(k-1)および次回認証用の排他論理和Ｇ(k)は、一
方向性関数を用いて生成したＥ2 (k-1)やＥ3 (k)との排他
的論理和演算により一種の暗号化並びに関連付けが施さ
れているため、第３者に不正に盗聴されてもＥ2 (k-1)が
わからない場合実データを解読することはできない。ま
た、通信経路での情報の不正操作によって今回認証用の
排他論理和Ｆ(k-1)を変更された場合認証が成り立たな
くなることはもちろんのこと、Ｆ(k-1)に、Ｇ(k)から算
出するＥ3 (k)との排他的論理和演算が施されている為、
次回認証用の排他論理和Ｇ(k)を不正な値に変更されて
しまった場合にＥ3 (k)にあたる値が変わってしまうこと
から、Ｆ(k-1)から正常なＥ1 (k-1)が算出できなくな
り、認証自体が成り立たなくなる事によって、部分的な
改ざんもできなくなっている。また、認証ができない場
合はサーバの認証パラメータが不変となるため、より安
全な認証を実現できる。
次の通りである。第ｋ回目の認証フェーズで、被認証ユ
ーザＵBが認証サーバＵAに送信する今回認証用の排他論
理和Ｆ(k-1)および次回認証用の排他論理和Ｇ(k)は、一
方向性関数を用いて生成したＥ2 (k-1)やＥ3 (k)との排他
的論理和演算により一種の暗号化並びに関連付けが施さ
れているため、第３者に不正に盗聴されてもＥ2 (k-1)が
わからない場合実データを解読することはできない。ま
た、通信経路での情報の不正操作によって今回認証用の
排他論理和Ｆ(k-1)を変更された場合認証が成り立たな
くなることはもちろんのこと、Ｆ(k-1)に、Ｇ(k)から算
出するＥ3 (k)との排他的論理和演算が施されている為、
次回認証用の排他論理和Ｇ(k)を不正な値に変更されて
しまった場合にＥ3 (k)にあたる値が変わってしまうこと
から、Ｆ(k-1)から正常なＥ1 (k-1)が算出できなくな
り、認証自体が成り立たなくなる事によって、部分的な
改ざんもできなくなっている。また、認証ができない場
合はサーバの認証パラメータが不変となるため、より安
全な認証を実現できる。
【００３７】第ｋ回目の認証フェーズで、認証サーバＵ
Aが被認証ユーザＵBから受信した次回認証用の排他論理
和Ｇ(k)は、認証パラメータＺ＝Ｅ2 (k-1)との排他的論
理和演算により一種の暗号化が施されているが、Ｅ2
(k-1)は、前回認証フェーズ（ｋ＝１の場合は初期登録
フェーズ）において認証サーバＵAに既に登録されてい
るものであるため、Ｅ2 (k-1)と再度排他的論理和演算す
ることによって極めて簡単に、次回認証用パラメータＺ
＝Ｅ2 (k)を復号することができる。更に、今回認証用の
排他論理和Ｆ(k-1)は、認証確認用中間パラメータＷ＝
Ｅ3 (k)との排他的論理和演算により一種の暗号化が施さ
れているが、認証確認用中間パラメータＷは上記次回認
証用パラメータから前記一方向性関数を用いて生成する
ことができるため、正当性認証用中間パラメータＸ＝Ｅ
(k-1)を容易に復号することができる。排他的論理和演
算は演算処理負荷が最もシンプルな一方向性関数の一つ
であり、かつ、２度演算すると元のデータを復元できる
という特徴を持つ。
Aが被認証ユーザＵBから受信した次回認証用の排他論理
和Ｇ(k)は、認証パラメータＺ＝Ｅ2 (k-1)との排他的論
理和演算により一種の暗号化が施されているが、Ｅ2
(k-1)は、前回認証フェーズ（ｋ＝１の場合は初期登録
フェーズ）において認証サーバＵAに既に登録されてい
るものであるため、Ｅ2 (k-1)と再度排他的論理和演算す
ることによって極めて簡単に、次回認証用パラメータＺ
＝Ｅ2 (k)を復号することができる。更に、今回認証用の
排他論理和Ｆ(k-1)は、認証確認用中間パラメータＷ＝
Ｅ3 (k)との排他的論理和演算により一種の暗号化が施さ
れているが、認証確認用中間パラメータＷは上記次回認
証用パラメータから前記一方向性関数を用いて生成する
ことができるため、正当性認証用中間パラメータＸ＝Ｅ
(k-1)を容易に復号することができる。排他的論理和演
算は演算処理負荷が最もシンプルな一方向性関数の一つ
であり、かつ、２度演算すると元のデータを復元できる
という特徴を持つ。
【００３８】認証サーバ側において、被認証ユーザ毎に
記憶（管理）しておかなければならないデータは、上記
の認証パラメータＺ＝Ｅ2 (k-1)のわずか１つだけであ
り、認証フェーズ毎に認証サーバ内で実行しなくてはな
らない排他的論理和演算以外の復号処理（一方向性関数
の使用）はわずか２回（正当性認証パラメータＹ、認証
確認用中間パラメータＷの生成）であり、処理負荷を極
めて軽くすることができる。
記憶（管理）しておかなければならないデータは、上記
の認証パラメータＺ＝Ｅ2 (k-1)のわずか１つだけであ
り、認証フェーズ毎に認証サーバ内で実行しなくてはな
らない排他的論理和演算以外の復号処理（一方向性関数
の使用）はわずか２回（正当性認証パラメータＹ、認証
確認用中間パラメータＷの生成）であり、処理負荷を極
めて軽くすることができる。
【００３９】被認証ユーザ側において、認証フェーズ毎
に実行しなくてはならない排他的論理和演算以外の暗号
化処理（一方向性関数の使用）は５回（今回の認証用中
間データＥ(k-1)、今回の認証データＥ2 (k-1)、次回の
認証用中間データＥ(k)、次回の認証データＥ2 (k)、認
証確認用中間パラメータ Ｅ3 (k)）であり、処理負荷は
十分に軽くてすむ。
に実行しなくてはならない排他的論理和演算以外の暗号
化処理（一方向性関数の使用）は５回（今回の認証用中
間データＥ(k-1)、今回の認証データＥ2 (k-1)、次回の
認証用中間データＥ(k)、次回の認証データＥ2 (k)、認
証確認用中間パラメータ Ｅ3 (k)）であり、処理負荷は
十分に軽くてすむ。
【００４０】被認証ユーザと認証サーバの相互間で行わ
れる情報授受の回数は、認証フェーズ毎に、被認証ユー
ザから認証サーバへの送信が１回のみであるため、通信
セッション（コネクション）の状態が不安定なネットワ
ークにおいても確実に認証処理を行うことができる。
れる情報授受の回数は、認証フェーズ毎に、被認証ユー
ザから認証サーバへの送信が１回のみであるため、通信
セッション（コネクション）の状態が不安定なネットワ
ークにおいても確実に認証処理を行うことができる。
【００４１】［実施形態２］実施形態１では、第ｋ回目
の認証フェーズで、被認証ユーザＵB側で、乱数生成機
構５によりＮ(k)を任意に設定し、乱数記録機構７に記
憶させることになっているが、本実施形態では、Ｎ(k)
に代えて、Ｅ(k)およびＥ2 (k)を記憶しておく。これに
より、認証フェーズ毎に被認証ユーザＵB側で実行しな
くてはならない排他的論理和演算以外の暗号化処理をわ
ずか３回に削減することができる。
の認証フェーズで、被認証ユーザＵB側で、乱数生成機
構５によりＮ(k)を任意に設定し、乱数記録機構７に記
憶させることになっているが、本実施形態では、Ｎ(k)
に代えて、Ｅ(k)およびＥ2 (k)を記憶しておく。これに
より、認証フェーズ毎に被認証ユーザＵB側で実行しな
くてはならない排他的論理和演算以外の暗号化処理をわ
ずか３回に削減することができる。
【００４２】［実施形態３］実施形態１では、第ｋ回目
の認証フェーズで、被認証ユーザＵB側で、乱数生成機
構５によりＮ(k)を任意に設定し、乱数記録機構７に記
憶させることになっているが、本実施形態では認証サー
バ側に認証回数を保存しておき、最初に被認証ユーザよ
りユーザＩＤを認証サーバに送信し、認証回数を返信し
てもらうこととする。その認証回数をＮ(k-1)そして認
証回数+１をＮ(k)の代わりに用いることによって乱数記
録機構７の無い構成においても処理できるようになる。
なお、この場合認証サーバでは認証完了時に認証パラメ
ータＥ2 (k)に加え、認証回数を1アップしたものを保存
するのみでよい。
の認証フェーズで、被認証ユーザＵB側で、乱数生成機
構５によりＮ(k)を任意に設定し、乱数記録機構７に記
憶させることになっているが、本実施形態では認証サー
バ側に認証回数を保存しておき、最初に被認証ユーザよ
りユーザＩＤを認証サーバに送信し、認証回数を返信し
てもらうこととする。その認証回数をＮ(k-1)そして認
証回数+１をＮ(k)の代わりに用いることによって乱数記
録機構７の無い構成においても処理できるようになる。
なお、この場合認証サーバでは認証完了時に認証パラメ
ータＥ2 (k)に加え、認証回数を1アップしたものを保存
するのみでよい。
【００４３】以上の実施形態では、認証サーバＵAと被
認証ユーザＵBとの間の資格認証方法について説明した
が、インターネット利用者同士の資格認証にも本発明を
適用できる。その他、本発明の趣旨を逸脱しない範囲で
種々の変更が可能なことはいうまでもない。
認証ユーザＵBとの間の資格認証方法について説明した
が、インターネット利用者同士の資格認証にも本発明を
適用できる。その他、本発明の趣旨を逸脱しない範囲で
種々の変更が可能なことはいうまでもない。
【００４４】前記実施形態で示した認証手順によれば、
認証される側の一方向性情報生成処理は一回の認証につ
き３〜５回で済む。これはLamportの方式の数100〜1000
回に比べて著しく小さい。また、ＣＩＮＯＮ法において
も１回の認証処理実行時に、被認証者と認証者との間で
行われる認証関連情報の授受が、被認証者からみて１往
復半（計３回の送受信）必要であったのが、本発明では
被認証者から認証者に対する１回の送信のみですむよう
になった。
認証される側の一方向性情報生成処理は一回の認証につ
き３〜５回で済む。これはLamportの方式の数100〜1000
回に比べて著しく小さい。また、ＣＩＮＯＮ法において
も１回の認証処理実行時に、被認証者と認証者との間で
行われる認証関連情報の授受が、被認証者からみて１往
復半（計３回の送受信）必要であったのが、本発明では
被認証者から認証者に対する１回の送信のみですむよう
になった。
【００４５】さらに、従来技術において認証者が被認証
者毎に管理している認証関連情報が４種類あったのに対
して、本方式ではわずか１の情報のみですむようになっ
た。
者毎に管理している認証関連情報が４種類あったのに対
して、本方式ではわずか１の情報のみですむようになっ
た。
【００４６】このように、本発明の認証方法では、特
に、認証フェーズ毎に被認証者側および認証者側で実行
する処理量（計算量）を極めて少なくすることができ
る。したがって、セキュリティが十分でないネットワー
ク上の被認証者を認証者に認証させるための認証方法と
して、被認証側にも認証側にも簡易で小さいプログラム
サイズで実現可能な処理しかさせず、かつ、通信路上の
盗聴や通信経路での情報の不正操作に強い安全な認証を
行える方法を提供することができる。
に、認証フェーズ毎に被認証者側および認証者側で実行
する処理量（計算量）を極めて少なくすることができ
る。したがって、セキュリティが十分でないネットワー
ク上の被認証者を認証者に認証させるための認証方法と
して、被認証側にも認証側にも簡易で小さいプログラム
サイズで実現可能な処理しかさせず、かつ、通信路上の
盗聴や通信経路での情報の不正操作に強い安全な認証を
行える方法を提供することができる。
【００４７】本発明の可変認証情報を用いる資格認証方
法は、ネットワーク、通信、コンピュータシステムにお
けるあらゆる状況の資格認証に適用することができる。
例えば、認証される側の処理量が少なく済むため、ICカ
ードの認証システムに適用することができる。これを応
用して、ICカード電話機などのシステムに適用できる。
また、ネットワーク上の同一レベルのユーザ同士の相互
認証に適用できる。データベースの情報へのアクセス資
格の認証へ適用できる。さらに、利害関係の異なるユー
ザグループが同一のLAN上に共存しているような場合
の、それぞれのグループの情報へのアクセス資格の認証
への適用も可能である。この場合には、かなりの高速性
が要求されるので、一方向性変換処理を実現する秘密鍵
暗号はLSIを用いることが必要である。
法は、ネットワーク、通信、コンピュータシステムにお
けるあらゆる状況の資格認証に適用することができる。
例えば、認証される側の処理量が少なく済むため、ICカ
ードの認証システムに適用することができる。これを応
用して、ICカード電話機などのシステムに適用できる。
また、ネットワーク上の同一レベルのユーザ同士の相互
認証に適用できる。データベースの情報へのアクセス資
格の認証へ適用できる。さらに、利害関係の異なるユー
ザグループが同一のLAN上に共存しているような場合
の、それぞれのグループの情報へのアクセス資格の認証
への適用も可能である。この場合には、かなりの高速性
が要求されるので、一方向性変換処理を実現する秘密鍵
暗号はLSIを用いることが必要である。
【００４８】
【発明の効果】以上説明したように、本発明による可変
認証情報を用いる資格認証方法は、被認証側が認証側に
対して送信するデータは一方向性関数を用いて算出し、
これをさらに排他的論理和を用いて被認証者以外は解読
できないように暗号化しているので、自分の秘密情報を
相手に示すことなく、さらに使い捨てでない資格認証方
式を実現できる。また、不正行為者が通信中の認証情報
を自分に都合のいいものに改ざんした場合その情報では
認証自体ができなくなる為、安全性はより確保された形
となる。また、認証フェーズ毎に被認証者側および認証
者側で実行する処理量（計算量）を極めて少なくするこ
とができるから、セキュリティが十分でないネットワー
ク上の被認証者を認証者に認証させるための認証方法と
して、被認証側にも認証側にも簡易で小さいプログラム
サイズで実現可能な処理しかさせず、かつ、通信路上の
盗聴や通信経路での情報の不正操作に強い安全な認証を
行える方法を提供することができる。
認証情報を用いる資格認証方法は、被認証側が認証側に
対して送信するデータは一方向性関数を用いて算出し、
これをさらに排他的論理和を用いて被認証者以外は解読
できないように暗号化しているので、自分の秘密情報を
相手に示すことなく、さらに使い捨てでない資格認証方
式を実現できる。また、不正行為者が通信中の認証情報
を自分に都合のいいものに改ざんした場合その情報では
認証自体ができなくなる為、安全性はより確保された形
となる。また、認証フェーズ毎に被認証者側および認証
者側で実行する処理量（計算量）を極めて少なくするこ
とができるから、セキュリティが十分でないネットワー
ク上の被認証者を認証者に認証させるための認証方法と
して、被認証側にも認証側にも簡易で小さいプログラム
サイズで実現可能な処理しかさせず、かつ、通信路上の
盗聴や通信経路での情報の不正操作に強い安全な認証を
行える方法を提供することができる。
【図１】 本発明の資格認証方法の一実施形態における
初期登録フェーズを示すフローチャートである。
初期登録フェーズを示すフローチャートである。
【図２】 同方法における初回認証フェーズのフローチ
ャートである。
ャートである。
【図３】 同方法におけるｋ回目認証フェーズのフロー
チャートである。
チャートである。
【図４】 本発明を実施するための装置の一例を示すブ
ロック図である。
ロック図である。
１ 認証制御機構
２ 被認証制御機構
３ 公開簿
４ 秘密情報入力機構
５ 乱数生成機構
６ 一方向性情報生成機構
７ 乱数記録機構
８ 情報送信機構
９ 情報受信機構
10 情報記録機構
11 情報比較機構
１２ 演算機構
Ａ ユーザＩＤ
Ｅ 一方向性関数（秘密鍵暗号化処理関数、第２パラメ
ータが秘密鍵） Ｅ2 (k-1) 今回認証用データ Ｅ2 (k) 次回認証用データ Ｅ3 (k) 認証確認用中間パラメータ Ｆ(k-1) 今回認証用の排他論理和 Ｇ(k) 次回認証用の排他論理和 Ｎ(k) 乱数 Ｓ パスワード ＵA 認証者（装置を含む） ＵB 被認証者（装置を含む） Ｗ 認証確認用中間パラメータ Ｘ 正当性確認用中間パラメータ Ｙ 正当性確認パラメータ Ｚ 認証パラメータ Ｚ' 次回認証用仮パラメータ
ータが秘密鍵） Ｅ2 (k-1) 今回認証用データ Ｅ2 (k) 次回認証用データ Ｅ3 (k) 認証確認用中間パラメータ Ｆ(k-1) 今回認証用の排他論理和 Ｇ(k) 次回認証用の排他論理和 Ｎ(k) 乱数 Ｓ パスワード ＵA 認証者（装置を含む） ＵB 被認証者（装置を含む） Ｗ 認証確認用中間パラメータ Ｘ 正当性確認用中間パラメータ Ｙ 正当性確認パラメータ Ｚ 認証パラメータ Ｚ' 次回認証用仮パラメータ
─────────────────────────────────────────────────────
フロントページの続き
(72)発明者 渋谷 充喜
東京都新宿区西新宿二丁目１番１号 エ
ヌ・ティ・ティ・アドバンステクノロジ株
式会社内
Ｆターム(参考） 5B085 AE02 AE03 AE08 AE09
5J104 AA07 JA04 KA01 KA03 MA01
NA05 NA11
Claims (2)
- 【請求項１】 被認証者が認証者に対して、被認証者が
秘密に保持しているパスワードを教えることなく、自分
を認証させることのできる方法で、かつ被認証者から認
証者への認証依頼の度に送付する認証情報を可変とする
可変認証情報を用いる資格認証方法において、 初期登録フェーズでは、 被認証者が、自己のユーザーＩＤとパスワードと乱数を
基に、入力情報を算出することが計算量的に困難である
ような一方向性を有する出力情報を生成する一方向性関
数を用いて初回の認証データを生成する工程と、 被認証者が認証者に対して、自己のユーザーＩＤと初回
の認証データを送信する工程と、 認証者が被認証者から受信した初回の認証データを初回
認証時に用いる認証パラメータとして登録する工程を有
し、 認証フェーズでは、 被認証者が、自己のユーザーＩＤとパスワードと乱数を
基に、前記一方向性関数を用いて今回の認証データ用中
間データと今回の認証データと次回の認証データと認証
確認用中間パラメータを生成し、今回の認証データ用中
間データに認証確認用中間パラメータで排他的論理和演
算を行うと共に、次回の認証データに今回の認証データ
で排他的論理和演算することにより、今回認証用の排他
的論理和及び次回認証用の排他的論理和を生成する工程
と、 被認証者が認証者に対して、自己のユーザーＩＤ、今回
認証用の排他的論理和及び次回認証用の排他的論理和を
送信する工程と、 認証者が、被認証者から受信した次回認証用の排他的論
理和と前回登録された認証パラメータとの排他的論理和
により次回認証用仮パラメータを生成し、次回認証用仮
パラメータから前記一方向性関数を用いて認証確認用中
間パラメータを生成する工程と、 被認証者から受信した今回認証用の排他的論理和と生成
された認証確認用中間パラメータとの排他的論理和を入
力情報として、前記一方向性関数を用いて被認証者の正
当性確認パラメータを生成し、この正当性確認パラメー
タと前回登録された認証パラメータを比較し、一致した
場合は認証が成立したものとし、一致しない場合は認証
が不成立と判断する工程と、 認証が成立した場合は、前回登録された認証パラメータ
の替わりに前記の次回認証用仮パラメータを次回認証用
の認証パラメータとして登録する工程を有し、 以上の工程を順次続けて被認証者の認証を行うことを特
徴とする可変認証情報を用いる資格認証方法。 - 【請求項２】一方向性関数ＥとしてＤＥＳ、ＦＥＡＬな
どの秘密鍵暗号方式に用いる関数を用いることを特徴と
する請求項第１項記載の可変認証情報を用いる資格認証
方法。
Priority Applications (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2001352445A JP2003152716A (ja) | 2001-11-16 | 2001-11-16 | 可変認証情報を用いる資格認証方法 |
| US10/294,005 US20030097559A1 (en) | 2001-11-16 | 2002-11-13 | Qualification authentication method using variable authentication information |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2001352445A JP2003152716A (ja) | 2001-11-16 | 2001-11-16 | 可変認証情報を用いる資格認証方法 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2003152716A true JP2003152716A (ja) | 2003-05-23 |
Family
ID=19164618
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2001352445A Pending JP2003152716A (ja) | 2001-11-16 | 2001-11-16 | 可変認証情報を用いる資格認証方法 |
Country Status (2)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US20030097559A1 (ja) |
| JP (1) | JP2003152716A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2005252702A (ja) * | 2004-03-04 | 2005-09-15 | Komu Square:Kk | 資格認証システム、資格認証方法、および情報処理装置 |
| JP2019180081A (ja) * | 2018-01-26 | 2019-10-17 | 明宏 清水 | 認証システム、被認証装置、認証装置、認証方法、およびプログラム |
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| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| RU2316120C2 (ru) * | 2004-05-12 | 2008-01-27 | Корпорация "Самсунг Электроникс" | Биометрическая система аутентификации |
| CN101036158A (zh) * | 2004-08-31 | 2007-09-12 | 松下电器产业株式会社 | 内容购买处理终端和其方法及程序 |
| GB2418328A (en) * | 2004-09-18 | 2006-03-22 | Hewlett Packard Development Co | Method of generating an identity and authentication thereof |
| US7620818B2 (en) * | 2004-12-07 | 2009-11-17 | Mitsubishi Electric Research Laboratories, Inc. | Biometric based user authentication and data encryption |
| US7477911B1 (en) * | 2004-12-16 | 2009-01-13 | Cellco Partnership | Method and system for facilitating a power-on registration for use with a wireless push to talk system |
| FR2881248A1 (fr) * | 2005-01-26 | 2006-07-28 | France Telecom | Systeme et procede d'anonymisation de donnees personnelles sensibles et procede d'obtention de telles donnees |
| US9832069B1 (en) | 2008-05-30 | 2017-11-28 | F5 Networks, Inc. | Persistence based on server response in an IP multimedia subsystem (IMS) |
| JP5339316B1 (ja) * | 2012-05-31 | 2013-11-13 | 楽天株式会社 | 識別情報管理システム、識別情報管理システムの制御方法、情報処理装置、及びプログラム |
| US11949672B2 (en) * | 2022-01-31 | 2024-04-02 | International Business Machines Corporation | Authentication based on chain of strings generated from secret string |
Family Cites Families (8)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
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