JP2005229178A - 機密情報管理システム、機密情報管理方法、および機密情報管理プログラム、並びに機密情報管理システム用端末プログラム - Google Patents

Abstract

【課題】 ユーザが保持するサービス利用のための情報を紛失しても、機密情報を変更することなくサービスの提供を受けることができる。
【解決手段】 端末２が機密情報Ｓを機密情報管理システム１に送信すると、機密情報管理システム１は、秘密分散法Ａを用いて機密情報Ｓを複数のデータに分割し、分割データを保管サーバ３ａ，３ｂ及び端末２に保管させる。サービス利用時は、端末２から分割データを機密情報管理システム１に送信すると、機密情報管理システム１は、該分割データおよび保管サーバ３ａ，３ｂの分割データから秘密分散法Ａを用いて機密情報Ｓを復元し、機密情報Ｓをサービス提供システム５に送信する。ユーザが分割データを紛失した際は、機密情報管理システム１は、保管サーバ３ａ，３ｂの分割データから秘密分散法Ａを用いて再分割データを生成し、保管サーバ３ａ，３ｂ及び端末２に保管させる。
【選択図】 図１

Description

本発明は、利用者の機密情報を管理する機密情報管理システム、機密情報管理方法、および機密情報管理プログラム、並びに機密情報管理システム用端末プログラムに関する。

ＩＴ（Information Technology）技術の発展に伴って、パスワード、クレジット番号などが入った携帯電話および携帯情報端末、並びにＰＫＩ秘密鍵が入ったＩＣカードなどを用いて、所望のサービスの提供を受ける機会が増えている。例えば、ユーザのパスワードを使用してログインし、情報を閲覧したり、ユーザのクレジットカード番号を使用して物品購入したりするようなサービスが普及している。

このような機会において、ユーザが上述した機密情報（例えば、パスワード、クレジット番号およびＰＫＩ秘密鍵など）が記憶されている携帯電話、携帯情報端末およびＩＣカードなどを紛失した場合には、紛失した旨を発行元に申告して、該機密情報を失効させ、新たに機密情報を再発行してもらう必要がある。
電子認証システム推進検討会、"企業間電子商取引システムにおける電子認証システムの仕様に関するガイドライン"、[Online]、［平成１６年１月２０日検索］、インターネット＜ＵＲＬ：http://www.ecom.or.jp/home/g12.pdf＞

そのため、ユーザが保持する機密情報を紛失した際には、セキュリティ維持のため、紛失した機密情報を失効させるとともに、機密情報を変更しなければならないという課題がある。また、機密情報を変更するため、再発行まではサービスの提供を受けることができないという課題もある。

本発明は、上記の課題を解決するためになされたものであり、ユーザが保持する携帯電話、携帯情報端末、ＩＣカードを紛失しても、機密情報を変更することなくサービスの提供を受けることが可能な機密情報管理システム、機密情報管理方法、および機密情報管理プログラム、並びに機密情報管理システム用端末プログラムを提供することを目的とする。

上記目的を達成するため、請求項１記載の本発明は、利用者の機密情報を秘密分散法を用いて管理する機密情報管理システムであって、前記秘密分散法は、前記機密情報を所望の処理単位ビット長に基づいて所望の分割数の分割データに分割するデータ分割方法であり、前記機密情報を処理単位ビット長毎に区分けして、複数の元部分データを生成し、この複数の元部分データの各々に対応して、前記機密情報のビット長と同じまたはこれより短い長さの乱数から処理単位ビット長の複数の乱数部分データを生成し、各分割データを構成する各分割部分データを元部分データと乱数部分データの排他的論理和によって処理単位ビット長毎に生成して、所望の分割数の分割データを生成するとともに、新たに発生させた乱数から処理単位ビット長の複数の乱数部分データを生成し、前記各分割部分データと該乱数部分データの排他的論理和により処理単位ビット長毎に再分割部分データを生成して、前記所望の分割数の再分割データを生成するデータ分割方法であり、前記機密情報を前記秘密分散法を用いて複数の分割データに分割するデータ分割手段と、前記複数の分割データの一部を、前記利用者が保持するための分割データとして第１の記憶部に記憶させるとともに、前記複数の分割データの残りを、１又は複数の第２の記憶部それぞれに記憶させるデータ記憶手段と、必要に応じて前記秘密分散法を用いて、前記第２の記憶部に記憶された各分割データのうち、復元可能な所定の個数の分割データの組み合わせから、複数の再分割データを作成するデータ再分割手段と、前記複数の再分割データの一部を新たな分割データとして前記第１の記憶部に記憶させるとともに、前記第２の記憶部に記憶された各分割データを無効にして、前記複数の再分割データの残りを新たな分割データとして前記第２の記憶部それぞれに記憶させるデータ再記憶手段と、を有することを特徴とする。

請求項２記載の本発明は、請求項１記載の発明において、前記機密情報を使用する場合には、前記利用者が保持する分割データを取得し、該分割データと前記第２の記憶部に記憶された各分割データのうち前記所定の個数の分割データの組み合わせから前記秘密分散法を用いて前記機密情報を復元するデータ復元手段を有することを特徴とする。

請求項３記載の本発明は、請求項２記載の発明において、前記機密情報を使用するときは、使用した事実を使用履歴情報として記憶する使用履歴記憶手段を有することを特徴とする。

請求項４記載の本発明は、請求項１記載の発明において、前記機密情報を使用する場合には、前記第２の記憶部に記憶された各分割データのうち、前記所定の個数から前記利用者が保持する分割データの個数を引いた個数の分割データの組み合わせを前記利用者が有する端末に通信ネットワークを介して送信する分割データ送信手段を有することを特徴とする。

請求項５記載の本発明は、請求項１乃至４のいずれか１項に記載の発明において、前記データ再分割手段は、前記所定の個数の分割データの組み合わせに含まれる各分割データを構成するそれぞれの分割部分データ同士の排他的論理和演算によって、前記利用者が保持した分割データを生成することを特徴とする。

請求項６記載の本発明は、請求項１乃至５のいずれか１項に記載の発明において、前記秘密分散法は、前記各分割部分データと、該各分割部分データを生成する際に用いたそれぞれの乱数部分データに対応する新たな乱数部分データそれぞれとの排他的論理和演算により、各再分割部分データを生成することを特徴とする。

請求項７記載の本発明は、前記秘密分散法は、さらに、前記各再分割部分データと、該各再分割部分データ生成前の各分割部分データを生成する際に用いた古い乱数部分データそれぞれとの排他的論理和演算により、前記再分割部分データから古い乱数部分データを消去することを特徴とする。

請求項８記載の本発明は、請求項１乃至７のいずれか１項に記載の発明において、前記第１の記憶部に記憶される分割データを通信ネットワークを介して前記利用者が有する端末に送信する送信手段を有することを特徴とする。

請求項９記載の本発明は、請求項１乃至８のいずれか１項に記載の発明において、前記機密情報を前記利用者が有する端末から通信ネットワークを介して受信する受信手段を有することを特徴とする機密情報管理システム。

請求項１０記載の本発明は、利用者の機密情報を秘密分散法を用いて管理する機密情報管理方法であって、前記秘密分散法は、前記機密情報を所望の処理単位ビット長に基づいて所望の分割数の分割データに分割するデータ分割方法であり、前記機密情報を処理単位ビット長毎に区分けして、複数の元部分データを生成し、この複数の元部分データの各々に対応して、前記機密情報のビット長と同じまたはこれより短い長さの乱数から処理単位ビット長の複数の乱数部分データを生成し、各分割データを構成する各分割部分データを元部分データと乱数部分データの排他的論理和によって処理単位ビット長毎に生成して、所望の分割数の分割データを生成するとともに、新たに発生させた乱数から処理単位ビット長の複数の乱数部分データを生成し、前記各分割部分データと該乱数部分データの排他的論理和により処理単位ビット長毎に再分割部分データを生成して、前記所望の分割数の再分割データを生成するデータ分割方法であり、前記機密情報を前記秘密分散法を用いて複数の分割データに分割するデータ分割ステップと、前記複数の分割データの一部を、前記利用者が保持するための分割データとして第１の記憶部に記憶させるとともに、前記複数の分割データの残りを、１又は複数の第２の記憶部それぞれに記憶させるデータ記憶ステップと、必要に応じて前記秘密分散法を用いて、前記第２の記憶部に記憶された各分割データのうち、復元可能な所定の個数の分割データの組み合わせから、複数の再分割データを作成するデータ再分割ステップと、前記複数の再分割データの一部を新たな分割データとして前記第１の記憶部に記憶させるとともに、前記第２の記憶部に記憶された各分割データを無効にして、前記複数の再分割データの残りを新たな分割データとして前記第２の記憶部それぞれに記憶させるデータ再記憶ステップと、を有することを特徴とする。

請求項１１記載の本発明は、利用者の機密情報を秘密分散法を用いて管理するためのコンピュータが読み取り可能な機密情報管理プログラムであって、前記秘密分散法は、前記機密情報を所望の処理単位ビット長に基づいて所望の分割数の分割データに分割するデータ分割方法であり、前記機密情報を処理単位ビット長毎に区分けして、複数の元部分データを生成し、この複数の元部分データの各々に対応して、前記機密情報のビット長と同じまたはこれより短い長さの乱数から処理単位ビット長の複数の乱数部分データを生成し、各分割データを構成する各分割部分データを元部分データと乱数部分データの排他的論理和によって処理単位ビット長毎に生成して、所望の分割数の分割データを生成するとともに、新たに発生させた乱数から処理単位ビット長の複数の乱数部分データを生成し、前記各分割部分データと該乱数部分データの排他的論理和により処理単位ビット長毎に再分割部分データを生成して、前記所望の分割数の再分割データを生成するデータ分割方法であり、前記機密情報を前記秘密分散法を用いて複数の分割データに分割するデータ分割ステップと、前記複数の分割データの一部を、前記利用者が保持するための分割データとして第１の記憶部に記憶させるとともに、前記複数の分割データの残りを、１又は複数の第２の記憶部それぞれに記憶させるデータ記憶ステップと、必要に応じて前記秘密分散法を用いて、前記第２の記憶部に記憶された各分割データのうち、復元可能な所定の個数の分割データの組み合わせから、複数の再分割データを作成するデータ再分割ステップと、前記複数の再分割データの一部を新たな分割データとして前記第１の記憶部に記憶させるとともに、前記第２の記憶部に記憶された各分割データを無効にして、前記複数の再分割データの残りを新たな分割データとして前記第２の記憶部それぞれに記憶させるデータ再記憶ステップと、を前記コンピュータに実行させることを特徴とする。

請求項１２記載の本発明は、請求項１１記載の発明において、前記機密情報を使用する場合には、前記利用者が保持する分割データを取得し、該分割データと前記第２の記憶部に記憶された各分割データのうち前記所定の個数の分割データの組み合わせから前記秘密分散法を用いて前記機密情報を復元するデータ復元ステップを前記コンピュータに実行させることを特徴とする。

請求項１３記載の本発明は、請求項１１記載の発明において、前記機密情報を使用する場合には、前記第２の記憶部に記憶された各分割データのうち、前記所定の個数から前記利用者が保持する分割データの個数を引いた個数の分割データの組み合わせを前記利用者が有する端末に通信ネットワークを介して送信する分割データ送信ステップを前記コンピュータに実行させることを特徴とする。

請求項１４記載の本発明は、請求項４記載の機密情報管理システムから送信された分割データを用いて前記利用者の機密情報を使用するための端末が読み取り可能な機密情報管理システム用端末プログラムであって、前記利用者が保持する分割データを取得し、該分割データと送信された分割データの組み合わせから前記秘密分散法を用いて前記機密情報を復元し、前記サービスを提供するシステムに通信ネットワークを介して送信するステップを前記端末に実行させることを特徴とする。

本発明によれば、機密情報を秘密分散法を用いて複数に分割して、そのうちの一部をユーザに保持させるので、ユーザが保持する分割データの紛失があったとしても、残りの分割データから機密情報を復元できるとともに、秘密分散法を用いて新たに再分割データを生成し、該再分割データの一部を新たにユーザに保持させるので、機密情報の変更は不要である。

この結果、ユーザが保持する分割データの紛失があったとしても、機密情報の再発行処理をすることなく、紛失の申告をするだけで、再びサービス提供を受けることができる。

特に、本発明における秘密分散法は、機密情報を所望の処理単位ビット長に基づいて所望の分割数の分割データに分割するデータ分割方法であり、機密情報を処理単位ビット長毎に区分けして、複数の元部分データを生成し、この複数の元部分データの各々に対応して、機密情報のビット長と同じまたはこれより短い長さの乱数から処理単位ビット長の複数の乱数部分データを生成し、各分割データを構成する各分割部分データを元部分データと乱数部分データの排他的論理和によって処理単位ビット長毎に生成して、所望の分割数の分割データを生成するとともに、新たに発生させた乱数から処理単位ビット長の複数の乱数部分データを生成し、各分割部分データと該乱数部分データの排他的論理和により処理単位ビット長毎に再分割部分データを生成して、所望の分割数の再分割データを生成するので、機密情報を復元することなく、機密情報を再分割することができる。

これにより、ユーザの機密情報をよりセキュアに管理することができる。

以下、本発明の実施の形態を図面を用いて説明する。

＜システム構成＞
図１は、本発明の実施の形態に係る機密情報管理システム１が適用されるコンピュータシステム１０全体の概略構成を示すブロック図である。

図１に示すように、機密情報管理システム１は、インターネット等の通信ネットワーク４を介してユーザが備えるクライアント端末２（以下、単に端末とよぶ）と接続されているとともに、通信ネットワーク４を介してユーザに所定のサービスを提供するサービス提供システム５と接続されている。また、機密情報管理システム１は、ハードウェア的に互いに独立した複数（本実施の形態では２とする）のデータ保管用サーバコンピュータ（以下、単に保管サーバとよぶ）３ａ，３ｂと接続されている。

尚、本実施の形態における機密情報とは、ユーザがサービス提供システム５を利用するために必要なパスワード、クレジットカード番号、ＰＫＩ秘密鍵などの個人情報をいう。

上記構成のコンピュータシステム１０においては、端末２が所定のサービスをサービス提供システム５から受ける際に必要とされる機密情報Ｓを機密情報管理システム１に送信すると、機密情報管理システム１において後述する独自の秘密分散アルゴリズムによる秘密分散法（以下、秘密分散法Ａとよぶ）を用いて該機密情報Ｓを複数のデータに分割し、該分割データを保管サーバ３ａ，３ｂおよび端末２にそれぞれ送信し、保管させるようになっている。この結果、機密情報Ｓが機密情報管理システム１に登録されたことになり、ユーザはサービス利用の準備が整ったことになる。尚、図１では、機密情報管理システム１は、端末２からの機密情報Ｓを３つの分割データD(1)，D(2) ，D(3)に分割し、それぞれを複数の保管サーバ３ａ，３ｂおよび端末２に保管するようになっている。

また、サービス利用時は、端末２から機密情報管理システム１に対して、分割データD(3)を送信すると、機密情報管理システム１は、該分割データD(3)および保管サーバ３ａ，３ｂの分割データD(1),D(2)のうち任意の２つから秘密分散法Ａを用いてもとの機密情報Ｓを復元し、該機密情報Ｓをサービス提供システム５に送信するようになっている。これにより、ユーザは、所定のサービスの提供を受けることができる。

尚、本実施の形態においては、機密情報Ｓを３分割して保管する場合を例に説明するが、本発明は機密情報Ｓを３分割する場合に限定されるわけではなく、ｎ分割（ｎ＝２以上の整数）の場合にも適用されるものである。また、端末２に送信される分割データは１つとは限らず複数であってもよいものである。さらに、本実施の形態においては、分割データD(1),D(2)を保管サーバ３、分割データD(3)を利用端末２に割り当てたが、どの分割データをどの保管サーバ３および利用端末２に割り当ててもよいものである。

機密情報管理システム１は、詳しくは、機密情報Ｓから秘密分散法Ａを用いて複数の分割データＤに分割する分割データ生成部１１、複数の分割データＤから秘密分散法Ａを用いて元データ（機密情報）Ｓを復元する元データ復元部１２、機密情報Ｓから複数の分割データＤを生成するために使用される乱数Ｒおよび再分割データＤ’を生成するために使用される乱数Ｒ’を発生させる乱数発生部１３、ユーザが保持する分割データを紛失した際には、秘密分散法Ａを用いて保管サーバ３に保管された分割データから複数の再分割データＤ’を生成する再分割データ生成部１４、機密情報管理システム１が機密情報Ｓを復元しサービス提供システム５に機密情報Ｓを送信した事実を使用履歴として生成する使用履歴生成部１５、並びに端末２、保管サーバ３ａ,３ｂ、およびサービス提供システム５とそれぞれとデータの送受信を行う通信部１６を具備する構成となっている。

また、端末２は、ユーザが携行可能な携帯情報端末、携帯電話、ＩＣカードなどの携帯記憶媒体などが想定されるが、他にモバイルを用途としないコンピュータ機器であってもよいものである。

ここで、上述した機密情報管理システム１、端末２、保管サーバ３ａ，３ｂおよびサービス提供システム５は、それぞれ少なくとも演算機能および制御機能を備えた中央演算装置（ＣＰＵ）、プログラムやデータを格納する機能を有するＲＡＭ等からなる主記憶装置（メモリ）を有する電子的な装置から構成されているものである。また、上記装置およびシステムは、主記憶装置の他、ハードディスクなどの補助記憶装置を具備していてもよい。

また、本実施の形態に係る各種処理を実行するプログラムは、前述した主記憶装置またはハードディスクに格納されているものである。そして、このプログラムは、ハードディスク、フレキシブルディスク、ＣＤ−ＲＯＭ、ＭＯ、ＤＶＤ−ＲＯＭなどのコンピュータ読み取り可能な記録媒体に記録することも、通信ネットワークを介して配信することも可能である。

＜秘密分散法Ａ＞
ここで、本実施の形態における独自の秘密分散アルゴリズムによる秘密分散法Ａについて説明する。

本実施形態における元データ（機密情報Ｓに相当する）の分割および復元では、元データを所望の処理単位ビット長に基づいて所望の分割数の分割データに分割するが、この場合の処理単位ビット長は任意の値に設定することができ、元データを処理単位ビット長毎に区分けして、この元部分データから分割部分データを分割数より１少ない数ずつ生成するので、元データのビット長が処理単位ビット長の（分割数-1）倍の整数倍に一致しない場合は、元データの末尾の部分に０を埋めるなどして元データのビット長を処理単位ビット長の（分割数-1）倍の整数倍に合わせることにより本実施形態を適用することができる。

また、上述した乱数も（分割数-1）個の元部分データの各々に対応して処理単位ビット長のビット長を有する（分割数-1）個の乱数部分データとして乱数発生部１３から生成される。すなわち、乱数は処理単位ビット長毎に区分けされて、処理単位ビット長のビット長を有する（分割数-1）個の乱数部分データとして生成される。更に、元データは処理単位ビット長に基づいて所望の分割数の分割データに分割されるが、この分割データの各々も（分割数-1）個の元部分データの各々に対応して処理単位ビット長のビット長を有する（分割数-1）個の分割部分データとして生成される。すなわち、分割データの各々は、処理単位ビット長毎に区分けされて、処理単位ビット長のビット長を有する（分割数-1）個の分割部分データとして生成される。

なお、以下の説明では、上述した元データ、乱数、分割データ、分割数および処理単位ビット長をそれぞれS,R,D,nおよびbで表すとともに、また複数のデータや乱数などのうちの１つを表わす変数としてi(=1〜n)およびj(=1〜n-1)を用い、（分割数n-1）個の元部分データ、（分割数n-1）個の乱数部分データ、および分割数n個の分割データDのそれぞれのうちの１つをそれぞれS (j),R(j)およびD(i)で表記し、更に各分割データD(i)を構成する複数(n-1)の分割部分データをD(i,j)で表記するものとする。すなわち、S (j)は、元データSの先頭から処理単位ビット長毎に区分けして１番から順に採番した時のj番目の元部分データを表すものである。

この表記を用いると、元データ、乱数データ、分割データとこれらをそれぞれ構成する元部分データ、乱数部分データ、分割部分データは、次のように表記される。

元データS=(n-1)個の元部分データS(j)
=S(1),S(2),…,S(n-1)
乱数R=(n-1)個の乱数部分データR(j)
=R(1),R(2),…,R(n-1)
n個の分割データD(i)=D(1),D(2),…,D(n)
各分割部分データD(i,j)
=D(1,1),D(1,2),…,D(1,n-1)
D(2,1),D(2,2),…,D(2,n-1)
… … …
D(n,1),D(n,2),…,D(n,n-1)
(i=1〜n), (j=1〜n-1)
本実施形態は、上述したように処理単位ビット長毎に区分けされる複数の部分データに対して元部分データと乱数部分データの排他的論理和演算（XOR）を行って、詳しくは、元部分データと乱数部分データの排他的論理和演算（XOR）からなる定義式を用いて、元データの分割を行うことを特徴とするものであり、上述したデータ分割処理に多項式や剰余演算を用いる方法に比較して、コンピュータ処理に適したビット演算である排他的論理和（XOR）演算を用いることにより高速かつ高性能な演算処理能力を必要とせず、大容量のデータに対しても簡単な演算処理を繰り返して分割データを生成することができるとともに、また分割データの保管に必要となる記憶容量も分割数に比例した倍数の容量よりも小さくすることができる。更に、任意に定めた一定の長さ毎にデータの先頭から順に演算処理を行うストリーム処理により分割データが生成される。

なお、本実施形態で使用する排他的論理和演算（XOR）は、以下の説明では、「＊」なる演算記号で表すことにするが、この排他的論理和演算のビット毎の演算規則での各演算結果は下記のとおりである。

0 * 0 の演算結果は 0
0 * 1 の演算結果は 1
1 * 0 の演算結果は 1
1 * 1 の演算結果は 0
また、XOR演算は交換法則、結合法則が成り立つ。すなわち、
a*b=b*a
(a*b)*c=a*(b*c)が成り立つことが数学的に証明される。

また、a*a=0,a*0=0*a=aが成り立つ。

ここでa,b,cは同じ長さのビット列を表し、0はこれらと同じ長さですべて「0」からなるビット列を表す。

次に、フローチャートなどの図面も参照して、本実施の形態における秘密分散法Ａの作用について説明するが、この説明の前に図２乃至６、図８および図１０のフローチャートに示す記号の定義について説明する。

（１）Π_i=1 ⁿA(i)は、A(1)*A(2)*…A(n)を意味するものとする。

（２）c(j,i,k)を(n-1)×(n-1)行列であるU[n-1,n-1]×(P[n-1,n-1])＾(j-1)のi行k列の値と定義する。

このときQ(j,i,k)を下記のように定義する。

c(j,i,k)=1 のとき Q(j,i,k)=R((n-1)×m+k)
c(j,i,k)=0 のとき Q(j,i,k)=0
ただし、ｍはｍ≧0の整数を表す。

（３）U[n,n]とは、n×n行列であって、i行j列の値をu(i,j)で表すと、
i+j<=n+1 のとき u(i,j)=1
i+j>n+1 のとき u(i,j)=0
である行列を意味するものとし、「上三角行列」ということとする。具体的には下記のような行列である。

（４）P[n,n]とは、n×n行列であって、i行j列の値をp(i,j)で表すと、
j=i+1 のとき p(i,j)=1
i=1,j=n のとき p(i,j)=1
上記以外のとき p(i,j)=0
である行列を意味するものとし、「回転行列」ということとする。具体的には下記のような行列であり、他の行列の右側からかけると当該他の行列の１列目を２列目へ、２列目を３列目へ、…,n-1列目をn列目へ、n列目を１列目へ移動させる作用がある。つまり、行列Pを他の行列に右側から複数回かけると、その回数分だけ各列を右方向へ回転させるように移動させることができる。

（５）A,Bをn×n行列とすると、A×Bとは行列AとBの積を意味するものとする。行列の成分同士の計算規則は通常の数学で用いるものと同じである。

（６）Aをn×n行列とし、iを整数とすると、A＾iとは行列Aのi個の積を意味するものとする。また、A＾0とは単位行列Eを意味するものとする。

（７）単位行列E[n,n]とは、n×n行列であって、i行j列の値をe(i,j)で表すと、
i=j のとき e(i,j)=1
上記以外のとき e(i,j)=0
である行列を意味するものとする。具体的には下記のような行列である。Aを任意のn×n行列とすると
A×E=E×A=A
となる性質がある。

次に、図２に示すフローチャートおよび図３および図４に示す具体的データなどを参照して、まず元データSの分割処理について説明する。これは、機密情報管理システム１の分割データ生成部１１の機能を説明するものである。

まず、元データSを機密情報管理システム１に与える（図２のステップＳ２０１）。なお、本例では、元データSは、１６ビットの「10110010 00110111」とする。

次に、機密情報管理システム１は、分割数nとして３と指示する（ステップＳ２０３）。なお、この分割数n=3に従って機密情報管理システム１で生成される３個の分割データをD(1),D(2),D(3)とする。この分割データD(1),D(2),D(3)は、すべて元データのビット長と同じ１６ビット長のデータである。

それから、元データSを分割するために使用される処理単位ビット長bを８ビットと決定する（ステップＳ２０５）。この処理単位ビット長bは、利用者が端末２から機密情報管理システム１に対して指定してもよいし、または機密情報管理システム１において予め定められた値を用いてもよい。なお、処理単位ビット長bは、任意のビット数でよいが、ここでは元データSを割り切れることができる８ビットとしている。従って、上記１６ビットの「10110010 00110111」の元データSは、８ビットの処理単位ビット長で区分けされた場合の２個の元分割データS(1)およびS(2)は、それぞれ「10110010」および「00110111」となる。

次のステップＳ２０７では、元データSのビット長が8×2の整数倍であるか否かを判定し、整数倍でない場合には、元データSの末尾を０で埋めて、8×2の整数倍に合わせる。なお、本例のように処理単位ビット長bが８ビットおよび分割数nが３に設定された場合における分割処理は、元データSのビット長として１６ビットに限られるものでなく、処理単位ビット長b×(分割数n-1)=8×2の整数倍の元データSに対して有効なものである。

次に、ステップＳ２０９では、変数m、すなわち上述した整数倍を意味する変数mを０に設定する。本例のように、元データSが処理単位ビット長b×(分割数n-1)=8×2=16ビットである場合には、変数mは０であるが、２倍の３２ビットの場合には、変数mは１となり、３倍の４８ビットの場合には、変数mは２となる。

次に、元データSの8×2×m+1ビット目から8×2ビット分のデータが存在するか否かが判定される（ステップＳ２１１）。これは、このステップＳ２１１以降に示す分割処理を元データSの変数mで特定される処理単位ビット長b×(分割数n-1)=8×2=16ビットに対して行った後、元データSとして次の１６ビットがあるか否かを判定しているものである。本例のように元データSが１６ビットである場合には、１６ビットの元データSに対してステップＳ２１１以降の分割処理を１回行うと、後述するステップＳ２１９で変数mが+1されるが、本例の元データSでは変数mがm+1の場合に相当する１７ビット以降のデータは存在しないので、ステップＳ２１１からステップＳ２２１に進むことになるが、今の場合は、変数mは０であるので、元データSの8×2×m+1ビット目は、8×2×0+1=1となり、元データSの１６ビットの１ビット目から8×2ビット分にデータが存在するため、ステップＳ２１３に進む。

ステップＳ２１３では、変数jを１から２(=分割数n-1)まで変えて、元データSの8×(2×m+j-1)+1ビット目から８ビット分(=処理単位ビット長)のデータを元部分データS(2×m+j)に設定し、これにより元データSを処理単位ビット長で区分けした２(分割数n-1)個の元部分データS(1),S(2)を次のように生成する。

元データS=S(1),S(2)
第１の元部分データS(1)=「10110010」
第２の元部分データS(2)=「00110111」
次に、変数jを１から２(=分割数n-1)まで変えて、乱数部分データR(2×m+j)に乱数発生部１３から発生する８ビットの長さの乱数を設定し、これにより乱数Rを処理単位ビット長で区分けした２(分割数n-1)個の乱数部分データR(1),R(2)を次のように生成する（ステップＳ２１５）。

乱数R=R(1),R(2)
第１の乱数部分データR(1)=「10110001」
第２の乱数部分データR(2)=「00110101」
次に、ステップＳ２１７において、変数iを１から３(=分割数n)まで変えるとともに、更に各変数iにおいて変数jを１から２(=分割数n-1)まで変えながら、ステップＳ２１７に示す分割データを生成するための元部分データと乱数部分データの排他的論理和からなる定義式により複数の分割データD(i)の各々を構成する各分割部分データD(i,2×m+j)を生成する。この結果、次に示すような分割データDが生成される。

分割データD
=３個の分割データD(i)=D(1),D(2),D(3)
第１の分割データD(1)
=２個の分割部分データD(1,j)=D(1,1),D(1,2)
=「00110110」,「10110011」
第２の分割データD(2)
=２個の分割部分データD(2,j)=D(2,1),D(2,2)
=「00000011」,「00000010」
第３の分割データD(3)
=２個の分割部分データD(3,j)=D(3,1),D(3,2)
=「10110001」,「00110101」
なお、各分割部分データ(i,j)を生成するためのステップＳ２１７に示す定義式は、本例のように分割数n=3の場合には、具体的には図４に示す表に記載されているものとなる。図４に示す表から、分割部分データD(1,1)を生成するための定義式はS(1)*R(1)*R(2)であり、D(1,2)の定義式はS(2)*R(1)*R(2)であり、D(2,1)の定義式はS(1)*R(1)であり、D(2,2)の定義式はS(2)*R(2)であり、D(3,1)の定義式はR(1)であり、D(3,2)の定義式はR(2)である。また、図４に示す表にはm>0の場合の任意の整数についての一般的な定義式も記載されている。

このように整数倍を意味する変数m=0の場合について分割データDを生成した後、次に変数mを１増やし（ステップＳ２１９）、ステップＳ２１１に戻り、変数m+1に該当する元データSの１７ビット以降について同様の分割処理を行おうとするが、本例の元データSは１６ビットであり、１７ビット以降のデータは存在しないので、ステップＳ２１１からステップＳ２２１に進み、上述したように生成した分割データD(1),D(2),D(3)を保管サーバ３及び端末２にそれぞれ保存して、分割処理を終了する。なお、このように保管された分割データD(1),D(2),D(3)はそれぞれ単独では元データが推測できない。

ここで、上述した図２のフローチャートのステップＳ２１７における定義式による分割データの生成処理、具体的には分割数n=3の場合の分割データの生成処理について詳しく説明する。

まず、整数倍を意味する変数m=0の場合には、ステップＳ２１７に示す定義式から各分割データD(i)=D(1)〜D(3)の各々を構成する各分割部分データD(i,2×m+j)=D(i,j)(i=1〜3,j=1〜2)は、次のようになる。

D(1,1)=S(1)*Q(1,1,1)*Q(1,1,2)
D(1,2)=S(2)*Q(2,1,1)*Q(2,1,2)
D(2,1)=S(1)*Q(1,2,1)*Q(1,2,2)
D(2,2)=S(2)*Q(2,2,1)*Q(2,2,2)
D(3,1)=R(1)
D(3,2)=R(2)
上記の６つの式のうち上から４つの式に含まれるQ(j,i,k)を具体的に求める。

これはc(j,i,k)を2×2行列であるU[2,2]×(P[2,2])＾(j-1)のi行k列の値としたとき下記のように定義される。

c(j,i,k)=1 のとき Q(j,i,k)=R(k)
c(j,i,k)=0 のとき Q(j,i,k)=0
ここで、
j=1のときは

j=2のときは

これを用いると、各分割部分データD(i,j)は次のような定義式により生成される。

D(1,1)=S(1)*Q(1,1,1)*Q(1,1,2)=S(1)*R(1)*R(2)
D(1,2)=S(2)*Q(2,1,1)*Q(2,1,2)=S(2)*R(1)*R(2)
D(2,1)=S(1)*Q(1,2,1)*Q(1,2,2)=S(1)*R(1)*0=S(1)*R(1)
D(2,2)=S(2)*Q(2,2,1)*Q(2,2,2)=S(2)*0*R(2)=S(2)*R(2)
上述した各分割部分データD(i,j)を生成するための定義式は、図３にも図示されている。

図３は、上述したように１６ビットの元データSを８ビットの処理単位ビット長に基づいて分割数n=3で３分割する場合の各データと定義式および各分割部分データから元データを復元する場合の計算式などを示す表である。

ここで、上述した定義式により分割データD(1),D(2),D(3)および各分割部分データD(1,1),D(1,2),D(2,1),D(2,2),D(3,1),D(3,2)を生成する過程と定義式の一般形について説明する。

まず、第１の分割データD(1)に対しては、第１の分割部分データD(1,1)は、上述した定義式S(1)*R(1)*R(2)で定義され、第２の分割部分データD(1,2)は定義式S(2)*R(1)*R(2)で定義される。なお、この定義式の一般形は、D(1,j)に対してはS(j)*R(j)*R(j+1)であり、D(1,j+1)に対してS(j+1)*R(j)*R(j+1)である（jは奇数とする）。定義式に従って計算すると、D(1,1)は00110110, D(1,2)は10110011となるので、D(1)は00110110 10110011である。なお、定義式の一般形は、図４にまとめて示されている。

また、第２の分割データD(2)に対しては、D(2,1)はS(1)*R(1)で定義され、D(2,2)はS(2)*R(2)で定義される。この定義式の一般形は、D(2,j)に対してはS(j)*R(j)であり、D(2,j+1)に対してはS(j+1)*R(j+1)である（jは奇数とする）。定義式に従って計算すると、D(2,1)は00000011, D(2,2)は00000010となるので、D(2)は00000011 00000010である。

更に第３の分割データD(3)に対しては、D(3,1)はR(1)で定義され、D(3,2)はR(2)で定義される。この定義式の一般形は、D(3,j)に対してはR(j)であり、D(3,j+1)に対してはR(j+1)である（jは奇数とする）。定義式に従って計算すると、D(3,1)は10110001, D(3,2)は00110101となるので、D(3)は10110001 00110101である。

上記説明は、S,R,D(1),D(2),D(3)の長さを１６ビットとしたが、データの先頭から上記分割処理を繰り返すことにより、どのような長さの元データSからでも分割データD(1),D(2),D(3)を生成することができる。また、処理単位ビット長bは任意にとることができ、元データSの先頭から順にb×2の長さ毎に上記分割処理を繰り返すことにより任意の長さの元データ、具体的には処理単位ビット長b×2の整数倍の長さの元データに対して適用することができる。なお、元データSの長さが処理単位ビット長b×2の整数倍でない場合は、例えば、データ末尾の部分を０で埋めるなどして元データSの長さを処理単位ビット長b×2の整数倍に合わせることにより上述した本実施形態の分割処理を適用することができる。

次に、図３の右側に示す表を参照して、分割データから元データを復元する処理について説明する。これは、機密情報管理システム１の元データ復元部１３の機能を説明するものである。

まず、機密情報管理システム１に元データSの復元を要求する。機密情報管理システム１は、保管サーバ３および端末２から分割データD(1),D(2),D(3)を取得し、この取得した分割データD(1),D(2),D(3)から次に示すように元データSを復元する。

まず、分割部分データD(2,1),D(3,1)から第１の元部分データS(1)を次のように生成することができる。

D(2,1)*D(3,1)=(S(1)*R(1))*R(1)
=S(1)*(R(1)*R(1))
=S(1)*0
=S(1)
具体的に計算すると、D(2,1)は00000011, D(3,1)は10110001なので、S(1)は10110010となる。

また、別の分割部分データから次のように第２の元部分データS(2)を生成することができる。

D(2,2)*D(3,2)=(S(2)*R(2))*R(2)
=S(2)*(R(2)*R(2))
=S(2)*0
=S(2)
具体的に計算すると、D(2,2)は00000010, D(3,2)は00110101なので、S(2)は00110111となる。

一般に、jを奇数として、
D(2,j)*D(3,j)=(S(j)*R(j))*R(j)
=S(j)*(R(j)*R(j))
=S(j)*0
=S(j)
であるから、D(2,j)*D(3,j)を計算すれば、S(j)が求まる。

また、一般に、jを奇数として、
D(2,j+1)*D(3,j+1)=(S(j+1)*R(j+1))*R(j+1)
=S(j+1)*(R(j+1)*R(j+1))
=S(j+1)*0
=S(j+1)
であるから、D(2,j+1)*D(3,j+1)を計算すれば、S(j+1)が求まる。

次に、D(1),D(3)を取得してSを復元する場合には、次のようになる。

D(1,1)*D(3,1)*D(3,2)=(S(1)*R(1)*R(2))*R(1)*R(2) =S(1)*(R(1)*R(1))*(R(2)*R(2))
=S(1)*0*0
=S(1)
であるから、D(1,1)*D(3,1)*D(3,2)を計算すれば、S(1)が求まる。具体的に計算すると、D(1,1)は00110110, D(3,1)は10110001, D(3,2)は00110101なので、S(1)は10110010となる。

また同様に、
D(1,2)*D(3,1)*D(3,2)=(S(2)*R(1)*R(2))*R(1)*R(2)
=S(2)*(R(1)*R(1))*(R(2)*R(2))
=S(2)*0*0
=S(2)
であるから、D(1,2)*D(3,1)*D(3,2)を計算すれば、S(2)が求まる。具体的に計算すると、D(1,2)は10110011, D(3,1)は10110001, D(3,2)は00110101なので、S(2)は00110111となる。

一般に、jを奇数として、
D(1,j)*D(3,j)*D(3,j+1)=(S(j)*R(j)*R(j+1))*R(j)*R(j+1)
=S(j)*(R(j)*R(j))*(R(j+1)*R(j+1))
=S(j)*0*0
=S(j)
であるから、D(1,j)*D(3,j)*D(3,j+1)を計算すれば、S(j)が求まる。

また、一般に、jを奇数として、
D(1,j+1)*D(3,j)*D(3,j+1)=(S(j+1)*R(j)*R(j+1))*R(j)*R(j+1)
=S(j+1)*(R(j)*R(j))*(R(j+1)*R(j+1))
=S(j+1)*0*0
=S(j+1)
であるから、D(1,j+1)*D(3,j)*D(3,j+1)を計算すれば、S(j+1)が求まる。

次に、D(1),D(2)を取得してSを復元する場合には、次のようになる。

D(1,1)*D(2,1)=(S(1)*R(1)*R(2))*(S(1)*R(1))
=(S(1)*S(1))*(R(1)*R(1))*R(2)
=0*0*R(2)
=R(2)
であるから、D(1,1)*D(2,1)を計算すれば、R(2)が求まる。具体的に計算すると、D(1,1)は00110110, D(2,1)は00000011なので、R(2)は00110101となる。

また同様に、
D(1,2)*D(2,2)=(S(2)*R(1)*R(2))*(S(2)*R(2))
=(S(2)*S(2))*R(1)*(R(2)*R(2))
=0*R(1)*0
=R(1)
であるから、D(1,2)*D(2,2)を計算すれば、R(1)が求まる。具体的に計算すると、D(1,2)は10110011, D(2,2)は00000010なので、R(1)は10110001となる。

このR(1),R(2)を使用してS(1),S(2)を求める。

D(2,1)*R(1)=(S(1)*R(1))*R(1)
=S(1)*(R(1)*R(1))
=S(1)*0
=S(1)
であるから、D(2,1)*R(1)を計算すれば、S(1)が求まる。具体的に計算すると、D(2,1)は00000011, R(1)は10110001なので、S(1)は10110010となる。

また同様に、
D(2,2)*R(2)=(S(2)*R(2))*R(2)
=S(2)*(R(2)*R(2))
=S(2)*0
=S(2)
であるからD(2,2)*R(2)を計算すればS(2)が求まる。具体的に計算するとD(2,2)は00000010, R(2)は00110101なので、S(2)は00110111となる。

一般に、jを奇数として、
D(1,j)*D(2,j)=(S(j)*R(j)*R(j+1))*(S(j)*R(j))
=(S(j)*S(j))*(R(j)*R(j))*R(j+1)
=0*0*R(j+1)
=R(j+1)
であるからD(1,j)*D(2,j)を計算すればR(j+1)が求まる。

また同様に、
D(1,j+1)*D(2,j+1)=(S(j+1)*R(j)*R(j+1))*(S(j+1)*R(j+1))
=(S(j+1)*S(j+1))*R(j)*(R(j+1)*R(j+1))
=0*R(j)*0
=R(j)
であるからD(1,j+1)*D(2,j+1)を計算すればR(j)が求まる。

このR(j),R(j+1)を使用してS(j),S(j+1)を求める。

D(2,j)*R(j)=(S(j)*R(j))*R(j)
=S(j)*(R(j)*R(j))
=S(j)*0
=S(j)
であるからD(2,j)*R(j)を計算すればS(j)が求まる。

また同様に、
D(2,j+1)*R(j+1)=(S(j+1)*R(j+1))*R(j+1)
=S(j+1)*(R(j+1)*R(j+1))
=S(j+1)*0
=S(j+1)
であるからD(2,j+1)*R(j+1)を計算すればS(j+1)が求まる。

上述したように、元データの先頭から処理単位ビット長bに基づいて分割処理を繰り返し行って、分割データを生成した場合には、３つの分割データD(1),D(2),D(3)のすべてを用いなくても、３つの分割データのうち、２つの分割データを用いて上述したように元データを復元することができる。

本発明の他の方法として、乱数Rのビット長を元データSのビット長よりも短いものを使用して、元データの分割処理を行うことができる。

すなわち、上述した乱数RはS,D(1),D(2),D(3)と同じビット長のデータとしたが、乱数Rを元データSのビット長より短いものとし、分割データD(1),D(2),D(3)の生成にこの短いビット長の乱数Rを繰り返し用いるものである。

尚、本実施の形態に係る機密情報管理システム１においては、３つの分割データD(1),D(2),D(3)を生成するようになっていたので、分割数が３の場合について説明したが、秘密分散法Ａは、分割数がｎの場合にも適用できるものである。

次に、図５に示すフローチャートを参照して、分割数がnで、処理単位ビット長がbである場合の一般的な分割処理について説明する。

まず、元データSを機密情報管理システム１に与える（ステップＳ４０１）。また、機密情報管理システム１に、分割数n(n≧3である任意の整数)を指示する（ステップＳ４０３）。処理単位ビット長bを決定する（ステップＳ４０５）。なお、bは０より大きい任意の整数である。次に、元データSのビット長がb×(n-1)の整数倍であるか否かを判定し、整数倍でない場合には、元データSの末尾を０で埋める（ステップＳ４０７）。また、整数倍を意味する変数mを０に設定する（ステップＳ４０９）。

次に、元データSのb×(n-1)×m+1ビット目からb×(n-1)ビット分のデータが存在するか否かが判定される（ステップＳ４１１）。この判定の結果、データが存在しない場合は、ステップＳ４２１に進むことになるが、今の場合は、ステップＳ４０９で変数mは０に設定された場合であるので、データが存在するため、ステップＳ４１３に進む。

ステップＳ４１３では、変数jを１からn-1まで変えて、元データSのb×((n-1)×m+j-1)+1ビット目からbビット分のデータを元部分データS((n-1)×m+j)に設定する処理を繰り返し、これにより元データSを処理単位ビット長bで区分けした(n-1)個の元部分データS(1),S(2),…S(n-1)が生成される。

次に、変数jを１からn-1まで変えて、乱数部分データR((n-1)×m+j)に乱数発生部１５から発生する処理単位ビット長bの乱数を設定し、これにより乱数Rを処理単位ビット長bで区分けしたn-1個の乱数部分データR(1),R(2),…R(n-1)が生成される（ステップＳ４１５）。

次に、ステップＳ４１７において、変数iを１からnまで変えるとともに、更に各変数iにおいて変数jを１からn-1まで変えながら、ステップＳ４１７に示す分割データを生成するための定義式により複数の分割データD(i)の各々を構成する各分割部分データD(i,(n-1)×m+j)を生成する。この結果、次に示すような分割データDが生成される。

分割データD
=n個の分割データD(i)=D(1),D(2),…D(n)
第１の分割データD(1)
=n-1個の分割部分データD(1,j)=D(1,1),D(1,2),…D(1,n-1)
第２の分割データD(2)
=n-1個の分割部分データD(2,j)=D(2,1),D(2,2),…D(2,n-1)
… … …
… … …
第nの分割データD(n)
=n-1個の分割部分データD(n,j)=D(n,1),D(n,2),…D(n,n-1)
このように変数m=0の場合について分割データDを生成した後、次に変数mを１増やし（ステップＳ４１９）、ステップＳ４１１に戻り、変数m=1に該当する元データSのb×(n-1)ビット以降について同様の分割処理を行う。最後にステップＳ４１１の判定の結果、元データSにデータがなくなった場合、ステップＳ４１１からステップＳ４２１に進み、上述したように生成した分割データD(1), …,D(n)を保管サーバ３および端末２にそれぞれ保存して、分割処理を終了する。

さて、上述した実施形態においては、ここの分割データのみから、それを構成する部分データ間の演算を行うことによって乱数成分が失われる場合がある。即ち、例えば３分割の場合、各分割部分データは次のように定義される。

D(1,1)=S(1)*R(1)*R(2), D(1,2)=S(2)*R(1)*R(2), …
D(2,1)=S(1)*R(1), D(2,2)=S(2)*R(2), …
D(3,1)=R(1), D(3,2)=R(2), …
D(1)について見ると、例えば、D(1,1)、D(1,2)が取得できると、
D(1,1)*D(1,2)=(S(1)*R(1)*R(2))*(S(2)*R(1)*R(2))
=S(1)*S(2)*((R(1)*R(1))*((R(2)*R(2))
=S(1)*S(2)*0*0
=S(1)*S(2)
となる。一般にはD(1,j)*D(1,j+1)=S(j)*S(j+1)である。ここでｊはｊ＝２×ｍ＋１、ｍはｍ≧０の任意の整数である。

D(1,1)、D(1,2)は、上記の定義より、元データと乱数の演算により生成されたものであり、D(1,1)、D(1,2)それぞれを見ても元データの内容は分からないが、D(1,1)＊D(1,2)の演算を行うことによりS(1)*S(2)が算出される。これは元データそのものではないが、乱数成分を含んでいない。

このように乱数成分が失われると、個々の元部分データについて、例えばS(2)の一部が既知である場合にはS(1)の一部が復元可能となるので、安全ではないと考えられる。例えば、元データが標準化されたデータフォーマットに従ったデータであって、S(2)がそのデータフォーマット中のヘッダ情報やパディング（例えば、データ領域の一部を０で埋めたもの）などを含む部分であった場合には、これらのデータフォーマット固有のキーワードや固定文字列などを含むため、その内容は予測され得る。また、S(2)のうち既知の部分とS(1)*S(2)の値から、S(1)の一部が復元可能である。

この問題を解決する方法は以下の通りである。図６におけるD(1,j+1)とD(2,j+1)は、図４におけるD(1,j+1)とD(2,j+1)を入れ替えたものである。ここでｊはｊ＝２×ｍ＋１、ｍはｍ≧０の任意の整数である。

この場合、個々の分割データのみでは、それを構成する分割部分データ間で演算を行っても乱数成分が失われない。これは、図６より
D(1,j)*D(1,j+1)=(S(j)*R(j)*R(j+1))*(S(j+1)*R(j+1))
=S(j)*S(j+1)*R(j)*((R(j+1)*R(j+1))
=S(j)*S(j+1)*R(j)*0
=S(j)*S(j+1)*R(j)
D(2,j)*D(2,j+1)=(S(j)*R(j))*(S(j+1)*R(j)*R(j+1))
=S(j)*S(j+1)*(R(j)*R(j))*R(j+1))
=S(j)*S(j+1)*0*R(j+1)
=S(j)*S(j+1)*R(j+1)
D(3,j)*D(3,j+1)=R(j)*R(j+1)
となるからである。

また、この場合、３つの分割データのうち２つから、元データを復元することができるという特性は失われていない。これは、D(1)、D(2)を取得してＳを復元する場合には、図６におけるD(1)、D(2)は、図４におけるD(1)、D(2)を構成する分割部分データを入れ替えたものにすぎないので、明らかにこれらから元データを復元することができ、また、D(1)とD(3)またはD(2)とD(3)を取得してＳを復元する場合には、D(3)は乱数のみからなる分割データであるので、D(1)またはD(2)の分割部分データ毎に必要な個数の乱数との排他的論理和演算を行うことにより、乱数部分を消去して元データを復元することができるからである。

次に、一旦分割された分割データにさらに乱数を与えて新たな分割データ（再分割データ）を生成する再分割処理について説明する。これは、ユーザが保持する分割データを紛失した場合における機密情報管理システム１の再分割データ生成部１４の機能を説明するものであるが、これに関しても、分割数が３の場合を例に説明する。尚、本実施の形態における再分割処理は、２つの方法があるので、以下、それぞれについて説明する。

（乱数追加注入方式）
図７は、乱数追加注入方式におけるデータ再分割処理の概要を説明するフローチャート図である。同図によれば、まず分割データD(1),D(2),D(3)を取得し（ステップＳ５０１）、次に、乱数発生部１３で再分割の際に用いる乱数R’を発生させる（ステップＳ５０３）。

次に、分割データD(1),D(2),D(3)それぞれに乱数R’を所定のルールで注入する（ステップＳ５０５）。これは、後述するようなルールにより分割データD(1),D(2),D(3)の分割部分データと乱数R’の乱数部分データの排他的論理和をとり、新たな分割データD’(1),D’(2),D’(3)を生成するものである（ステップＳ５０７）。

図８は、元データSを、元データの半分の長さの処理単位ビット長bに基づいて分割数n=3で３分割する場合の分割部分データの定義式、乱数の再注入後の分割部分データの定義式、および各分割部分データから元データを復元する場合の計算式などを示す表である。

ここで、分割部分データD(i,j)の定義式について説明する。

まず、第１の分割データD(1)に対しては、図６に示すように、第１の分割部分データD(1,1)は、定義式S(1)*R(1)*R(2)で定義され、第２の分割部分データD(1,2)は定義式S(2)*R(2)で定義される。なお、この定義式の一般形は、D(1,j)に対してはS(j)*R(j)*R(j+1)であり、D(1,j+1)に対してS(j+1)*R(j+1)である（jは奇数とする）。

また、第２の分割データD(2)に対しては、図６に示すように、D(2,1)はS(1)*R(1)で定義され、D(2,2)はS(2)*R(1)*R(2)で定義される。この定義式の一般形は、D(2,j)に対してはS(j)*R(j)であり、D(2,j+1)に対してはS(j+1)*R(j)*R(j+1)である（jは奇数とする）。

更に第３の分割データD(3)に対しては、図６に示すように、D(3,1)はR(1)で定義され、D(3,2)はR(2)で定義される。この定義式の一般形は、D(3,j)に対してはR(j)であり、D(3,j+1)に対してはR(j+1)である（jは奇数とする）。

次に、新たな乱数R’注入後の分割部分データD’(i,j)の定義式について説明する。

まず、第１の分割データD’(1)に対しては、図８に示すように、第１の分割部分データD’(1,1)は、定義式D(1,1)* R’(1)*R’(2)、即ち、S(1)*R(1)*R(2)*R’(1)*R’(2)で定義され、第２の分割部分データD’(1,2)は、定義式D(1,2)*R’(2)、即ち、S(2)*R(2)* R’(2)で定義される。なお、この定義式の一般形は、D’(1,j)に対してはD(1,j)*R’(j)*R’(j+1)であり、D’(1,j+1)に対してD(1,j+1)*R’(j+1)である（jは奇数とする）。

また、第２の分割データD’(2)に対しては、図８に示すように、D’(2,1)はD(2,1)* R’(1)、即ち、S(1)*R(1)* R’(1)で定義され、D’(2,2)はD (2,2)*R’(1)*R’(2)、即ち、S(2)*R(1)* R(2)*R’(1)*R’(2)で定義される。この定義式の一般形は、D’(2,j)に対してはD(2,j)* R’(j)であり、D’(2,j+1)に対してはD(2,j+1)* R’(j)*R’(j+1)である（jは奇数とする）。

また、第３の分割データD’(3)に対しては、図８に示すように、D’(3,1)はD(3,1)* R’(1)、即ち、R(1)* R’(1)で定義され、D’(3,2)はD (3,2)*R’(2)、即ち、R(2)* R’(2)で定義される。この定義式の一般形は、D’(3,j)に対してはD(3,j)* R’(j)*であり、D’(3,j+1)に対してはD (3,j+1)* R’(j+1)である（jは奇数とする）。

このように、再分割部分データD’(i,j)はそれぞれ、分割部分データD (i,j)に、分割部分データD (i,j)の定義式で注入されていた乱数部分データR(j)に対応する乱数部分データR’(j)を注入して排他的論理和を計算して求めるものである。

尚、ユーザが保持する分割データを紛失した場合には、上述した分割データD(1),D(2),D(3)のうちいずれか１つを紛失しているので、紛失した分割データに関しては、残りの２つの分割データから復元し、その後、再分割データを生成する必要がある。ここで、残りの２つの分割データから紛失した分割データを生成する方法について説明する。

まず、分割データD(3)を紛失し、分割データD(1),D(2)から分割データD(3)を生成する場合について説明する。具体的には、図８の例で説明すると
D(1,1)* D(2,1)=((S(1)*R(1)*R(2))*(S(1)*R(1))
=R(2)* (S(1)* S(1))* (R(1)* R(1))
=R(2)
D(1,2)* D(2,2)=((S(2)*R(2))*(S(2)*R(1)*R(2))
=R(1)* (S(2)* S(2))* (R(2)* R(2))
= R(1)
であり、また、D(3,1)= R(1)、D(3,2)= R(2)であるから、D(1,1)* D(2,1)およびD(1,2)* D(2,2)から分割データD (3)を生成することができる。

また、分割データD(1)を紛失し、分割データD(2),D(3)から分割データD(1)を生成する場合については、
D(1,1)= D(2,1)*R(2)
D(1,2)= D(2,2)*R(1)
であり、また、D(3,1)= R(1)、D(3,2)= R(2)であるから、D(2,1)*R(2)およびD(2,2)*R(1)から分割データD (1)を生成することができる。

また、分割データD(2)を紛失し、分割データD(1),D(3)から分割データD(2)を生成する場合については、
D(2,1)= D(1,1)*R(2)
D(2,2)= D(1,2)*R(1)
であり、また、D(3,1)= R(1)、D(3,2)= R(2)であるから、分割データD (1),D (3)から分割データD (2)を生成することができる。

次に、図８の右側に示す表を参照して、再分割データから元データを復元する処理について説明する。これは、ユーザが再分割データを受け取った後のサービス利用時において、機密情報管理システム１の元データ復元部１２の機能を説明するものである。

まず、分割部分データD’(2,1),D’(3,1)から第１の元部分データS(1)を次のように生成することができる。

D’(2,1)*D’(3,1)=(S(1)*R(1)*R’(1))*(R(1)*R’(1))
=S(1)*(R(1)*R(1))* (R’(1)* R’(1))
=S(1)*0*0
=S(1)
また、別の分割部分データから次のように第２の元部分データS(2)を生成することができる。

D’(2,2)*D’(3,1)*D’(3,2)=(S(2)*R(1)*R(2)*R’(1)*R’(2))*
(R(1)* R’(1))* (R(2)* R’(2))
=S(2)*(R(1)*R(1))*(R(2)*R(2))*
(R’(1)* R’(1))* (R’(2)* R’(2))
=S(2)*0*0*0*0
=S(2)
一般に、jを奇数として、
D’(2,j)*D’(3,j)=(S(j)*R(j)*R’(j))*(R(j)* R’(j))
=S(j)*(R(j)*R(j))*(R’(j)*R’(j))
=S(j)*0*0
=S(j)
であるから、D’(2,j)*D’(3,j)を計算すれば、S(j)が求まる。

また、一般に、jを奇数として、
D’(2,j+1)* D’(3,j)*D’(3,j+1)=(S(j+1)*R(j)*R(j+1)*R’(j)*R’(j+1))*
(R(j)* R’(j))*(R(j+1)* R’(j+1))
=S(j+1)*((R(j)*R(j))*(R(j+1)*R(j+1))*
*(R’(j)*R’(j))*(R’(j+1)*R’(j+1))
=S(j+1)*0*0*0*0
=S(j+1)
であるから、D’(2,j+1)* D’(3,j)*D’(3,j+1)を計算すれば、S(j+1)が求まる。

次に、D’(1),D’(3)を取得してSを復元する場合には、次のようになる。

D’(1,1)*D’(3,1)*D’(3,2)=(S(1)*R(1)*R(2)*R’(1)*R’(2))*
(R(1)* R’(1))* (R(2)* R’(2))
= S(1)*(R(1)*R(1))* (R(2)*R(2)) *
(R’(1)* R’(1))* (R’(2)* R’(2))
=S(1)*0*0*0*0
=S(1)
であるから、D’(1,1)*D’(3,1)*D’(3,2)を計算すれば、S(1)が求まる。

また同様に、
D’(1,2)* D’(3,2)=(S(2)*R(2)*R’(2))*(R(2)*R’(2))
=S(2)*(R(2)*R(2))*(R’(2)*R’(2))
=S(2)*0*0
=S(2)
であるから、D’(1,2)* D’(3,2)を計算すれば、S(2)が求まる。

一般に、jを奇数として、
D’(1,j)*D’(3,j)*D’(3,j+1)=(S(j)*R(j)*R(j+1)*R’(j)*R’(j+1))*
(R(j)*R’(j))*(R(j+1)*R’(j+1))
=S(j)*(R(j)*R(j))*(R(j+1)*R(j+1))*
(R’(j)*R’(j))* (R’(j+1)*R’(j+1))
=S(j)*0*0*0*0
=S(j)
であるから、D’(1,j)*D’(3,j)*D’(3,j+1)を計算すれば、S(j)が求まる。

また、一般に、jを奇数として、
D’(1,j+1)* D’(3,j+1)=(S(j+1)*R(j+1)*R’(j+1)) *(R(j+1)*R’(j+1))
=S(j+1)*(R(j+1)*R(j+1))*(R’(j+1)*R’(j+1))
=S(j+1)*0*0
=S(j+1)
であるから、D’(1,j+1)* D’(3,j+1)を計算すれば、S(j+1)が求まる。

次に、D’(1),D’(2)を取得してSを復元する場合には、次のようになる。

D’(1,1)*D’(2,1)=(S(1)*R(1)*R(2)*R’(1)*R’(2))*(S(1)*R(1)*R’(1))
=(S(1)*S(1))*(R(1)*R(1))*(R’(1)*R’(1))*R(2)* R’(2)
=0*0*0*R(2)*R’(2)
=R(2)*R’(2)
であるから、D’(1,1)*D’(2,1)を計算すれば、R(2)*R’(2)が求まる。

また同様に、
D’(1,2)*D’(2,2)=(S(2)*R(2)*R’(2))*(S(2)*R(1)*R(2)*R’(1)*R’(2))
=(S(2)*S(2))*R(1)*R’(1)*(R(2)*R(2))*(R’(2)*R’(2))
=0*R(1)*R’(1)*0*0
=R(1)*R’(1)
であるから、D’(1,2)*D’(2,2)を計算すれば、R(1)*R’(1)が求まる。

このR(1)*R’(1)，R(2)*R’(2)を使用してS(1),S(2)を求める。

D’(2,1)* R(1)*R’(1)=(S(1)*R(1)*R’(1))* R(1)*R’(1)
=S(1)*(R(1)*R(1))* (R’(1)*R’(1))
=S(1)*0*0
=S(1)
であるから、D’(2,1)*R(1)*R’(1)を計算すれば、S(1)が求まる。

また同様に、
D’(1,2)*R(2)*R’(2)=(S(2)*R(2)*R’(2))* R(2)*R’(2)
=S(2)*(R(2)*R(2))* (R’(2)*R’(2))
=S(2)*0*0
=S(2)
であるからD’(2,2)*R(2)*R’(2)を計算すればS(2)が求まる。

一般に、jを奇数として、
D’(1,j)*D’(2,j)=(S(j)*R(j)*R(j+1)*R’(j)*R’(j+1))*(S(j)*R(j)*R’(j))
=(S(j)*S(j))*(R(j)*R(j))*(R’(j)*R’(j))*R(j+1) *R’(j+1)
=0*0*0*R(j+1)*R’(j+1)
= R(j+1)*R’(j+1)
であるからD’(1,j)*D’(2,j)を計算すればR(j+1)*R’(j+1)が求まる。

また同様に、
D’(1,j+1)*D’(2,j+1)=(S(j+1)* R(j+1)*R’(j+1))*
(S(j+1)*R(j)*R(j+1)* R’(j)*R’(j+1))
=(S(j+1)*S(j+1))*R(j)* R’(j)*
(R(j+1)*R(j+1))*(R’(j+1)* R’(j+1))
=0* R(j)* R’(j)*0*0
= R(j)* R’(j)
であるからD’(1,j+1)*D’(2,j+1)を計算すればR(j)* R’(j)が求まる。

このR(j)* R’(j)，R(j+1)*R’(j+1)を使用してS(j),S(j+1)を求める。

D’(2,j)*R(j)* R’(j)=(S(j)*R(j)*R’(j))*R(j)*R’(j)
=S(j)*(R(j)*R(j))*(R’(j)*R’(j))
=S(j)*0*0
=S(j)
であるからD’(2,j)*R(j)* R’(j)を計算すればS(j)が求まる。

また同様に、
D’(1,j+1)*R(j+1)* R’(j+1)=(S(j+1)*R(j+1)*R’(j+1))*R(j+1)* R’(j+1)
=S(j+1)*(R(j+1)*R(j+1))* (R’(j+1)*R’(j+1))
=S(j+1)*0*0
=S(j+1)
であるからD’(1,j+1)*R(j+1)* R’(j+1)を計算すればS(j+1)が求まる。

以上、乱数追加注入方式により再分割データを生成した場合には、３つの再分割データD’(1),D’(2),D’(3)のすべてを用いなくても、３つの再分割データのうち、２つの再分割データを用いて上述したように元データを復元することができる。

また、乱数追加注入方式においては、一旦元データを復元することなく（元データが見える形で現れない）、データの再分割処理を行うことができるので、よりセキュアなデータ管理が可能となる。

（乱数書き換え方式）
図９は、乱数書き換え方式におけるデータ再分割処理の概要を説明するフローチャート図である。同図によれば、まず分割データD(1),D(2),D(3)を取得し（ステップＳ６０１）、次に、乱数発生部１３で再分割の際に用いる乱数R’を発生させる（ステップＳ６０３）。

次に、分割データD(1),D(2),D(3)それぞれに乱数R’を上述した乱数追加注入方式により注入する（ステップＳ６０５）。次に、乱数R’を注入された分割データから旧乱数であるRを消去して、新たな再分割データD’(1),D’(2),D’(3)を生成する（ステップＳ６０７，Ｓ６０９）。

図１０は、元データSを、元データの半分の長さの処理単位ビット長bに基づいて分割数n=3で３分割する場合の分割部分データの定義式、乱数R’の再注入後の分割部分データの定義式、さらに乱数Rを消去後の分割部分データの定義式および各分割部分データから元データを復元する場合の計算式などを示す表である。

本方式においては、ステップＳ６０５までは、上述した乱数追加注入方式と同様であるため、説明は省略し、古い乱数Ｒを消去した分割部分データの定義式について説明する。

まず、第１の分割データD’(1)に対しては、図１０に示すように、第１の分割部分データD’(1,1)は、定義式(S(1)*R(1)*R(2)*R’(1)*R’(2))*(R(1)*R(2))、即ち、S(1)* R’(1)*R’(2)で定義され、第２の分割部分データD’(1,2)は、定義式(S(2)*R(2)* R’(2))*R(2)、即ち、S(2)*R’(2)で定義される。なお、この定義式の一般形は、D’(1,j)に対してはS(j) *R’(j)*R’(j+1)であり、D’(1,j+1)に対してS(j+1)*R’(j+1)である（jは奇数とする）。

また、第２の分割データD’(2)に対しては、図１０に示すように、D’(2,1)は(S(1)*R(1)* R’(1))* R(1)、即ち、S(1)* R’(1)で定義され、D’(2,2)は(S(2)*R(1)* R(2)*R’(1)*R’(2))*R(1)*R(2)、即ち、S(2)*R’(1)*R’(2)で定義される。この定義式の一般形は、D’(2,j)に対してはS(j)* R’(j)*であり、D(2,j+1)に対してはS(j+1)* R’(j)*R’(j+1)である（jは奇数とする）。

また、第３の分割データD’(3)に対しては、図１０に示すように、D’(3,1)は(R(1)* R’(1))*R(1)、即ち、R’(1)で定義され、D’(3,2)は(R(2)* R’(2))* R(2)、即ち、R’(2)で定義される。この定義式の一般形は、D’(3,j)に対してはR’(j)*であり、D(3,j+1)に対してはR’(j+1)である（jは奇数とする）。

このように、再分割部分データD’(i,j)はそれぞれ、分割部分データD (i,j)に、分割部分データD (i,j)の定義式で注入されていた乱数部分データR(j)に対応する乱数部分データR’(j)を注入した後、さらに乱数部分データR(j)を消去するように乱数部分データR(j)を注入して排他的論理和を計算し、求めるものである。

その結果、もとの分割部分データD (i,j)の定義式において、乱数部分データR(j)を乱数部分データR’(j)に置換したものが、再分割部分データD ’(i,j)の定義式となる。

次に、図１０の右側に示す表を参照して、再分割データから元データを復元する処理について説明する。これは、ユーザが再分割データを受け取った後のサービス利用時において、機密情報管理システム１の元データ復元部１２の機能を説明するものである。

まず、分割部分データD’(2,1),D’(3,1)から第１の元部分データS(1)を次のように生成することができる。

D’(2,1)*D’(3,1)=(S(1)*R’(1))*R’(1)
=S(1)*(R’(1)*R’(1))
=S(1)*0
=S(1)
また、別の分割部分データから次のように第２の元部分データS(2)を生成することができる。

D’(2,2)*D’(3,1)*D’(3,2)=(S(2)*R’(1)*R’(2))*R’(1)* R’(2)
=S(2)* (R’(1)*R’(1))*(R’(2)* R’(2))
=S(2)*0*0
=S(2)
一般に、jを奇数として、
D’(2,j)*D’(3,j)=(S(j)*R’(j))* R’(j)
=S(j)*(R’(j)*R’(j))
=S(j)*0
=S(j)
であるから、D’(2,j)*D’(3,j)を計算すれば、S(j)が求まる。

また、一般に、jを奇数として、
D’(2,j+1)* D’(3,j)*D’(3,j+1)=(S(j+1)*R’(j)*R’(j+1))* R’(j)* R’(j+1)
=S(j+1)*(R’(j)*R’(j))*(R’(j+1)*R’(j+1))
=S(j+1)*0*0
=S(j+1)
であるから、D’(2,j+1)* D’(3,j)*D’(3,j+1)を計算すれば、S(j+1)が求まる。

次に、D’(1),D’(3)を取得してSを復元する場合には、次のようになる。

D’(1,1)*D’(3,1)*D’(3,2)=(S(1)*R’(1)*R’(2))* R’(1)*R’(2)
= S(1)*(R’(1)* R’(1))* (R’(2)* R’(2))
=S(1)*0*0
=S(1)
であるから、D’(1,1)*D’(3,1)*D’(3,2)を計算すれば、S(1)が求まる。

また同様に、
D’(1,2)* D’(3,2)=(S(2)*R’(2))*R’(2)
=S(2)*(R’(2)*R’(2))
=S(2)*0
=S(2)
であるから、D’(1,2)* D’(3,2)を計算すれば、S(2)が求まる。

一般に、jを奇数として、
D’(1,j)*D’(3,j)*D’(3,j+1)=(S(j)*R’(j)*R’(j+1))* R’(j)*R’(j+1)
=S(j)*(R’(j)*R’(j))*(R’(j+1)*R’(j+1))
=S(j)*0*0
=S(j)
であるから、D’(1,j)*D’(3,j)*D’(3,j+1)を計算すれば、S(j)が求まる。

また、一般に、jを奇数として、
D’(1,j+1)* D’(3,j+1)=(S(j+1)*R’(j+1)) *R’(j+1)
=S(j+1)*(R’(j+1)*R’(j+1))
=S(j+1)*0
=S(j+1)
であるから、D’(1,j+1)* D’(3,j+1)を計算すれば、S(j+1)が求まる。

次に、D’(1),D’(2)を取得してSを復元する場合には、次のようになる。

D’(1,1)*D’(2,1)=(S(1)* R’(1)*R’(2))*(S(1)*R’(1))
=(S(1)*S(1))*(R’(1)*R’(1))*R’(2)
=0*0* R’(2)
= R’(2)
であるから、D’(1,1)*D’(2,1)を計算すれば、R’(2)が求まる。

また同様に、
D’(1,2)*D’(2,2)=(S(2)*R’(2))*(S(2)*R’(1)*R’(2))
=(S(2)*S(2))*(R’(2)*R’(2))*R’(1)
=0*0*R’(1)
= R’(1)
であるから、D’(1,2)*D’(2,2)を計算すれば、R’(1)が求まる。

このR’(1)， R’(2)を使用してS(1),S(2)を求める。

D’(2,1)* R’(1)=(S(1)*R’(1))* R’(1)
=S(1)*(R’(1)*R’(1))
=S(1)*0
=S(1)
であるから、D’(2,1)* R’(1)を計算すれば、S(1)が求まる。

また同様に、
D’(1,2)*R’(2)=(S(2)*R’(2))* R’(2)
=S(2)* (R’(2)*R’(2))
=S(2)*0
=S(2)
であるからD’(1,2)* R’(2)を計算すればS(2)が求まる。

一般に、jを奇数として、
D’(1,j)*D’(2,j)=(S(j)*R’(j)*R’(j+1))*(S(j)* R’(j))
=(S(j)*S(j))*(R’(j)*R’(j)) *R’(j+1)
=0*0*R’(j+1)
= R’(j+1)
であるからD’(1,j)*D’(2,j)を計算すればR’(j+1)が求まる。

また同様に、
D’(1,j+1)*D’(2,j+1)=(S(j+1)* R’(j+1))* (S(j+1)*R’(j)*R’(j+1))
=(S(j+1)*S(j+1))*(R’(j+1)* R’(j+1))*R’(j)
=0*0*R’(j)
=R’(j)
であるからD’(1,j+1)*D’(2,j+1)を計算すればR’(j)が求まる。

このR’(j)， R’(j+1)を使用してS(j),S(j+1)を求める。

D’(2,j)*R’(j)=(S(j)* R’(j))* R’(j)
=S(j)*(R’(j)*R’(j))
=S(j)*0
=S(j)
であるからD’(2,j)*R’(j)を計算すればS(j)が求まる。

また同様に、
D’(1,j+1)* R’(j+1)=(S(j+1)* R’(j+1))*R’(j+1)
=S(j+1)* (R’(j+1)*R’(j+1))
=S(j+1)*0
=S(j+1)
であるからD’(1,j+1)* R’(j+1)を計算すればS(j+1)が求まる。

以上、乱数書き換え方式により再分割データを生成した場合には、３つの再分割データD’(1),D’(2),D’(3)のすべてを用いなくても、３つの再分割データのうち、２つの再分割データを用いて上述したように元データを復元することができる。

また、乱数書き換え方式においても、一旦元データを復元することなく（元データが見える形で現れない）、データの再分割処理を行うことができるので、よりセキュアなデータ管理が可能となる。

＜動作＞
次に、本実施の形態に係る機密情報管理システム１が適用されるコンピュータシステム１０全体の動作について説明する。ここで、図１１は、ユーザが機密情報Ｓを機密情報管理システム１に登録する動作を説明するシーケンス図であり、図１２は、ユーザがサービスを利用する時の機密情報管理システム１の動作を説明するシーケンス図であり、図１３は、ユーザが保持する分割データＤを紛失したときの機密情報管理システム１の動作を説明するシーケンス図である。

（１） 機密情報登録処理
まず、ユーザが端末２から通信ネットワーク４を介して機密情報管理システム１に機密情報Ｓを送信する（ステップＳ１０）。機密情報システム１は、機密情報Ｓを受け取ると、上述した秘密分散法Ａを用いて３つのデータ（分割データ）D(1),D(2),D(3)に分割する（ステップＳ２０）。

次に、機密情報管理システム１は、このようにして生成された分割データを各保管サーバ３ａ，３ｂおよび端末２にネットワーク４を介して送信する（ステップＳ３０）。

次に、保管サーバ３ａ，３ｂは、それぞれ送信されてきた分割データD(1),D(2)をハードディスク等の記憶装置に記憶する（ステップＳ４０）。また、端末２は、送信されてきた分割データD(3)をハードディスク等の記憶装置に記憶する（ステップＳ５０）。

これにより、端末２、保管サーバ３ａ，３ｂのうちいずれか１つの分割データに紛失、破壊等があっても、残りの２つの分割データからもとの機密情報Ｓを復元できる。

（２）サービス利用処理
ユーザがサービス提供システム５を利用する場合には、まず、端末２に保持する分割データD(3)を通信ネットワークを介して機密情報管理システム１に送信する（ステップＳ１１０）。

機密情報管理システム１は、端末２から分割データD(3)を受け取ると、残りの分割データD(1), D(2)を保管サーバ３ａ,３ｂに要求し、該分割データD(1), D(2)を受け取る（ステップＳ１２０）。

次に、機密情報管理システム１は、分割データD(1), D(2),D(3)のいずれか２つから秘密分散法Ａを用いて機密情報Ｓを復元する（ステップＳ１３０）。そして、復元した機密情報Ｓをサービス提供５に送信して（ステップＳ１４０）、機密情報Ｓを復元し送信した事実を使用履歴として生成する（ステップＳ１５０）。

サービス提供システム５は、機密情報管理システム１から機密情報Ｓを受け取ると、該機密情報Ｓの正当性を判断して、端末２に通信ネットワーク４を介してサービス提供を行う（ステップＳ１６０，Ｓ１７０）。これにより、ユーザは所望のサービスの提供を受けることができる。

（３）分割データ紛失時処理
ユーザが分割データD(3)を紛失した場合（例えば、分割データD(3)を記憶している端末２を紛失した場合）には、まず、機密情報管理システム１にその旨を申告する（例えば、機密情報管理システム１の運用者へ電話連絡する）（ステップＳ２１０）。

これにより、機密情報管理システム１は、保管サーバ３ａ，３ｂに分割データを要求し、保管サーバ３ａ，３ｂからそれぞれ分割データD(1), D(2)を受け取る（ステップＳ２２０）。

次に、機密情報管理システム１は、分割データD(1),D(2)から秘密分散法Ａを用いて、新たに３つのデータ（再分割データ）D’(1),D’(2),D’(3)を生成する（ステップＳ２４０）。

ここで、再分割データD’(1),D’(2)に関しては、上述した乱数追加注入方式又は乱数書き換え方式に従って、分割データD(1),D(2)からそれぞれ生成するものである。一方、D’(3)は、まず、分割データD (1),D (2)から分割データD (3)を生成し、その後、乱数追加注入方式又は乱数書き換え方式に従って、分割データD (3)からD’(3)を生成するものである。

次に、機密情報管理システム１は、このようにして生成された再分割データを各保管サーバ３ａ，３ｂおよび端末２（例えば、ユーザが分割データD(3)を記憶している端末２を紛失した場合には、ユーザが新たに購入した端末２）にネットワーク４を介して送信する（ステップＳ２５０，Ｓ２６０）。

次に、保管サーバ３ａ,３ｂは、それぞれ送信されてきた再分割データD’(1),D’(2)をハードディスク等の記憶装置に記憶する（ステップＳ２５０）。また、端末２は、送信されてきた分割データD’(3)をハードディスク等の記憶装置に記憶する（ステップＳ２６０）。これにより、ユーザは再びサービス利用が可能となる。

従って、本実施の形態によれば、所定のサービスを受ける際に必要とされる機密情報Ｓを秘密分散法Ａを用いて複数に分割して、そのうちの一部をユーザに保持させるので、ユーザが保持する分割データの紛失があったとしても、残りの分割データから機密情報Ｓを復元できるとともに、秘密分散法Ａを用いて新たに再分割データを生成し、該再分割データの一部を新たにユーザに保持させるので、機密情報Ｓの変更は不要である。

この結果、ユーザが保持する分割データの紛失があったとしても、機密情報Ｓの再発行処理をすることなく、紛失の申告をするだけで、再びサービス提供を受けることができる。

特に、本発明における秘密分散法は、機密情報を所望の処理単位ビット長に基づいて所望の分割数の分割データに分割するデータ分割方法であり、機密情報を処理単位ビット長毎に区分けして、複数の元部分データを生成し、この複数の元部分データの各々に対応して、機密情報のビット長と同じまたはこれより短い長さの乱数から処理単位ビット長の複数の乱数部分データを生成し、各分割データを構成する各分割部分データを元部分データと乱数部分データの排他的論理和によって処理単位ビット長毎に生成して、所望の分割数の分割データを生成するとともに、生成した分割データのうちの所定の個数の分割データから機密情報が復元することができ、また、新たに発生させた乱数から処理単位ビット長の複数の乱数部分データを生成し、各分割部分データと該乱数部分データの排他的論理和により処理単位ビット長毎に再分割部分データを生成して、所望の分割数の再分割データを生成するとともに、生成した再分割データのうちの所定の個数の再分割データから機密情報が復元することができるので、機密情報を復元することなく、機密情報を再分割することができる。

これにより、ユーザの機密情報をよりセキュアに管理することができる。
また、紛失した分割データを取得した第３者が機密情報管理システム１にアクセスしても機密情報Ｓを復元することができないので、サービスを利用することができず、安全性が確保される。

さらに、ユーザの使用履歴が機密情報管理システム１に保管されるので、ユーザが分割データを紛失してから紛失した旨を申告するまでの間に、仮に第３者が機密情報Ｓを取得して悪用したとしても、使用履歴により悪用の有無を判別することができる。

尚、本実施の形態における秘密分散法Ａは、多項式演算・剰余演算などを含む多倍長整数の演算処理を必要としないので、大容量データを多数処理する場合においても簡単かつ迅速にデータの分割および復元を行うことができるという効果を得ることができる。

以上、本発明の実施の形態について説明してきたが、本発明の要旨を逸脱しない範囲において、本発明の実施の形態に対して種々の変形や変更を施すことができる。例えば、上記実施の形態においては、端末２から機密情報Ｓの機密情報管理システム１への受け渡しを通信ネットワーク４を介して行ったが、本発明はこれに限定されず、例えば、機密情報Ｓを記録した記録媒体を郵送など通信ネットワーク３以外の手段を介して受け渡してもよい。また、同様に、ユーザが保持する分割データも通信ネットワーク４を介して受け取ったが、本発明はこれに限定されず、例えば、分割データを記録した記録媒体を郵送など通信ネットワーク３以外の手段を介して受け渡してもよい。

また、上記実施の形態においては、ユーザがサービス利用時には、機密情報管理システム１が機密情報を復元したが、本発明はこれに限定されず、ユーザの端末２が、端末２に記憶される分割データと機密情報管理システム１から取得した分割データから、秘密分散法Ａを用いて機密情報を復元し、該機密情報をサービス提供システム５に送信してもよいものである。尚、この場合には、復元された機密情報が端末２に記憶されたままユーザが端末２を紛失すると、本発明が解決しようとする課題が解決できないことになるため、該機密情報をサービス提供システム５に送信後すぐに端末２から消去する仕組み、あるいは、端末２のデータの第三者による不正な取り出しを防止する仕組みなどを備えることが必要である。

さらに、上記実施の形態においては、ユーザからの要求により再分割処理を行ったが、機密情報管理システム１が自発的に所定の契機により再分割処理を行ってもよいものである。

本発明の実施の形態に係る機密情報管理システムが適用されるコンピュータシステム全体の概略構成を示すブロック図である。 本発明の実施の形態に係る機密情報管理システムの分割数ｎ＝３の場合の分割処理を示すフローチャートである。 １６ビットの元データSを８ビットの処理単位ビット長に基づいて分割数n=3で３分割する場合の各データと定義式および各分割部分データから元データを復元する場合の計算式などを示す表である。 分割数n=3の場合の分割データ、分割部分データ、各分割部分データを生成する定義式を示す表である。 本発明の実施の形態に係る機密情報管理システムの分割数がｎで処理単位ビット長がｂである場合の一般的な分割処理を示すフローチャートである。 分割数n=3の場合の分割データ、分割部分データ、各分割部分データを生成する定義式の別の例を示す表である。 本発明の実施の形態に係る機密情報管理システムにおけるデータ再分割処理（乱数追加注入方式）を示すフローチャートである。 乱数追加注入方式により元データSを元データSの半分の長さの処理単位ビット長に基づいて分割数n=3で再分割する場合の各データと定義式および各分割部分データから元データを復元する場合の計算式などを示す表である。 本発明の実施の形態に係る機密情報管理システムにおけるデータ再分割処理（乱数書き換え方式）を示すフローチャートである。 乱数書き換え方式により元データSを元データSの半分の長さの処理単位ビット長に基づいて分割数n=3で再分割する場合の各データと定義式および各分割部分データから元データを復元する場合の計算式などを示す表である。 本発明の実施の形態に係る機密情報管理システムにおいて機密情報を登録する処理を説明するシーケンス図である。 本発明の実施の形態に係る機密情報管理システムにおいてサービス利用時の処理を説明するシーケンス図である。 本発明の実施の形態に係る機密情報管理システムにおいてユーザが保持する機密情報の一部を紛失したときの処理を説明するシーケンス図である。

符号の説明

１…機密情報管理システム
２…端末
３ａ，３ｂ…保管サーバ
４…通信ネットワーク
５…サービス提供システム
１０…コンピュータシステム
１１…分割データ生成部
１２…元データ復元部
１３…乱数発生部
１４…再分割データ生成部
１５…使用履歴生成部
１６…通信部

Claims (14)

1. 利用者の機密情報を秘密分散法を用いて管理する機密情報管理システムであって、
   前記秘密分散法は、
   前記機密情報を所望の処理単位ビット長に基づいて所望の分割数の分割データに分割するデータ分割方法であり、前記機密情報を処理単位ビット長毎に区分けして、複数の元部分データを生成し、この複数の元部分データの各々に対応して、前記機密情報のビット長と同じまたはこれより短い長さの乱数から処理単位ビット長の複数の乱数部分データを生成し、各分割データを構成する各分割部分データを元部分データと乱数部分データの排他的論理和によって処理単位ビット長毎に生成して、所望の分割数の分割データを生成するとともに、
   新たに発生させた乱数から処理単位ビット長の複数の乱数部分データを生成し、前記各分割部分データと該乱数部分データの排他的論理和により処理単位ビット長毎に再分割部分データを生成して、前記所望の分割数の再分割データを生成するデータ分割方法であり、
   前記機密情報を前記秘密分散法を用いて複数の分割データに分割するデータ分割手段と、
   前記複数の分割データの一部を、前記利用者が保持するための分割データとして第１の記憶部に記憶させるとともに、前記複数の分割データの残りを、１又は複数の第２の記憶部それぞれに記憶させるデータ記憶手段と、
   必要に応じて前記秘密分散法を用いて、前記第２の記憶部に記憶された各分割データのうち、復元可能な所定の個数の分割データの組み合わせから、複数の再分割データを作成するデータ再分割手段と、
   前記複数の再分割データの一部を新たな分割データとして前記第１の記憶部に記憶させるとともに、前記第２の記憶部に記憶された各分割データを無効にして、前記複数の再分割データの残りを新たな分割データとして前記第２の記憶部それぞれに記憶させるデータ再記憶手段と、
   を有することを特徴とする機密情報管理システム。
2. 前記機密情報を使用する場合には、前記利用者が保持する分割データを取得し、該分割データと前記第２の記憶部に記憶された各分割データのうち前記所定の個数の分割データの組み合わせから前記秘密分散法を用いて前記機密情報を復元するデータ復元手段を有することを特徴とする請求項１記載の機密情報管理システム。
3. 前記機密情報を使用するときは、使用した事実を使用履歴情報として記憶する使用履歴記憶手段を有することを特徴とする請求項２記載の機密情報管理システム。
4. 前記機密情報を使用する場合には、前記第２の記憶部に記憶された各分割データのうち、前記所定の個数から前記利用者が保持する分割データの個数を引いた個数の分割データの組み合わせを前記利用者が有する端末に通信ネットワークを介して送信する分割データ送信手段を有することを特徴とする請求項１記載の機密情報管理システム。
5. 前記データ再分割手段は、前記所定の個数の分割データの組み合わせに含まれる各分割データを構成するそれぞれの分割部分データ同士の排他的論理和演算によって、前記利用者が保持した分割データを生成することを特徴とする請求項１乃至４のいずれか１項に記載の機密情報管理システム。
6. 前記秘密分散法は、前記各分割部分データと、該各分割部分データを生成する際に用いたそれぞれの乱数部分データに対応する新たな乱数部分データそれぞれとの排他的論理和演算により、各再分割部分データを生成することを特徴とする請求項１乃至５のいずれか１項に記載の機密情報管理システム。
7. 前記秘密分散法は、さらに、前記各再分割部分データと、該各再分割部分データ生成前の各分割部分データを生成する際に用いた古い乱数部分データそれぞれとの排他的論理和演算により、前記再分割部分データから古い乱数部分データを消去することを特徴とする請求項６記載の機密情報管理システム。
8. 前記第１の記憶部に記憶される分割データを通信ネットワークを介して前記利用者が有する端末に送信する送信手段を有することを特徴とする請求項１乃至７のいずれか１項に記載の機密情報管理システム。
9. 前記機密情報を前記利用者が有する端末から通信ネットワークを介して受信する受信手段を有することを特徴とする請求項１乃至８のいずれか１項に記載の機密情報管理システム。
10. 利用者の機密情報を秘密分散法を用いて管理する機密情報管理方法であって、
    前記秘密分散法は、
    前記機密情報を所望の処理単位ビット長に基づいて所望の分割数の分割データに分割するデータ分割方法であり、前記機密情報を処理単位ビット長毎に区分けして、複数の元部分データを生成し、この複数の元部分データの各々に対応して、前記機密情報のビット長と同じまたはこれより短い長さの乱数から処理単位ビット長の複数の乱数部分データを生成し、各分割データを構成する各分割部分データを元部分データと乱数部分データの排他的論理和によって処理単位ビット長毎に生成して、所望の分割数の分割データを生成するとともに、
    新たに発生させた乱数から処理単位ビット長の複数の乱数部分データを生成し、前記各分割部分データと該乱数部分データの排他的論理和により処理単位ビット長毎に再分割部分データを生成して、前記所望の分割数の再分割データを生成するデータ分割方法であり、
    前記機密情報を前記秘密分散法を用いて複数の分割データに分割するデータ分割ステップと、
    前記複数の分割データの一部を、前記利用者が保持するための分割データとして第１の記憶部に記憶させるとともに、前記複数の分割データの残りを、１又は複数の第２の記憶部それぞれに記憶させるデータ記憶ステップと、
    必要に応じて前記秘密分散法を用いて、前記第２の記憶部に記憶された各分割データのうち、復元可能な所定の個数の分割データの組み合わせから、複数の再分割データを作成するデータ再分割ステップと、
    前記複数の再分割データの一部を新たな分割データとして前記第１の記憶部に記憶させるとともに、前記第２の記憶部に記憶された各分割データを無効にして、前記複数の再分割データの残りを新たな分割データとして前記第２の記憶部それぞれに記憶させるデータ再記憶ステップと、
    を有することを特徴とする機密情報管理方法。
11. 利用者の機密情報を秘密分散法を用いて管理するためのコンピュータが読み取り可能な機密情報管理プログラムであって、
    前記秘密分散法は、
    前記機密情報を所望の処理単位ビット長に基づいて所望の分割数の分割データに分割するデータ分割方法であり、前記機密情報を処理単位ビット長毎に区分けして、複数の元部分データを生成し、この複数の元部分データの各々に対応して、前記機密情報のビット長と同じまたはこれより短い長さの乱数から処理単位ビット長の複数の乱数部分データを生成し、各分割データを構成する各分割部分データを元部分データと乱数部分データの排他的論理和によって処理単位ビット長毎に生成して、所望の分割数の分割データを生成するとともに、
    新たに発生させた乱数から処理単位ビット長の複数の乱数部分データを生成し、前記各分割部分データと該乱数部分データの排他的論理和により処理単位ビット長毎に再分割部分データを生成して、前記所望の分割数の再分割データを生成するデータ分割方法であり、
    前記機密情報を前記秘密分散法を用いて複数の分割データに分割するデータ分割ステップと、
    前記複数の分割データの一部を、前記利用者が保持するための分割データとして第１の記憶部に記憶させるとともに、前記複数の分割データの残りを、１又は複数の第２の記憶部それぞれに記憶させるデータ記憶ステップと、
    必要に応じて前記秘密分散法を用いて、前記第２の記憶部に記憶された各分割データのうち、復元可能な所定の個数の分割データの組み合わせから、複数の再分割データを作成するデータ再分割ステップと、
    前記複数の再分割データの一部を新たな分割データとして前記第１の記憶部に記憶させるとともに、前記第２の記憶部に記憶された各分割データを無効にして、前記複数の再分割データの残りを新たな分割データとして前記第２の記憶部それぞれに記憶させるデータ再記憶ステップと、
    を前記コンピュータに実行させることを特徴とする機密情報管理プログラム。
12. 前記機密情報を使用する場合には、前記利用者が保持する分割データを取得し、該分割データと前記第２の記憶部に記憶された各分割データのうち前記所定の個数の分割データの組み合わせから前記秘密分散法を用いて前記機密情報を復元するデータ復元ステップをを前記コンピュータに実行させることを特徴とする請求項１１記載の機密情報管理プログラム。
13. 前記機密情報を使用する場合には、前記第２の記憶部に記憶された各分割データのうち、前記所定の個数から前記利用者が保持する分割データの個数を引いた個数の分割データの組み合わせを前記利用者が有する端末に通信ネットワークを介して送信する分割データ送信ステップを前記コンピュータに実行させることを特徴とする請求項１１記載の機密情報管理プログラム。
14. 請求項４記載の機密情報管理システムから送信された分割データを用いて前記利用者の機密情報を使用するための端末が読み取り可能な機密情報管理システム用端末プログラムであって、
    前記利用者が保持する分割データを取得し、該分割データと送信された分割データの組み合わせから前記秘密分散法を用いて前記機密情報を復元し、前記サービスを提供するシステムに通信ネットワークを介して送信するステップを
    前記端末に実行させることを特徴とする機密情報管理システム用端末プログラム。
    
    

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