JP2010219909A - ネットワークシステム及びネットワークシステムにおける端末機器の秘密シード更新方法 - Google Patents

Abstract

【課題】 秘密シードから新秘密シードによる運用への切り替えを、全ての端末機器でほぼ同時に実施することができるようにする。
【解決手段】 端末機器やサーバがそれらの属性に基づいた鍵の構成を使って暗号化した通信メッセージをマルチキャストで送信する暗号鍵管理方法を備えた階層構造のネットワークシステムに適用される。該ネットワークシステムは、秘密シードの利用開始時刻を指定する新秘密シード配布手段１−１−１−１と、端末機器に設定された分解秘密鍵から新秘密シードを生成する新秘密シード再生手段１−２−１−１と、端末機器に設定された新秘密シードの利用開始時刻を有効にする新秘密シード有効手段１−１−１−２と、を有する。
【選択図】 図１

Description

本発明は、属性値による暗号鍵管理を備えたネットワークシステムにおける端末機器の秘密シード更新の実現方法に関する。

本発明に関連する技術として、端末機器やサーバがそれらの属性に基づいた鍵の構成を使って暗号化した通信メッセージをマルチキャストで実現する暗号鍵管理方法を備えたネットワークシステムを、図７を参照して説明する。

図７において、［センター］、［本社］、［支社］、［グループ］はそれぞれ属性を示す。これらの各属性を結ぶネットワークで構成されている組織は、［センター］を先頭に［本社］、［支社］、［グループ］の属性順にピラミッド構造を成している。

［グループ］には、一つ以上の端末機器が接続されている。［グループ］の中にある端末機器は、端末機器が接続された装置のステータス情報をネットワークへ送信し、各属性は、それぞれが持つ受信権限の範囲内でそれらステータスを受信できる。受信権限というのは、例えば、暗号や認証において復号できるか否か、あるいは認証できるか否かで区別されても良い。

１−１−１はセンターサーバを示し、ネットワークで構成される組織、即ち配下にある各属性のサーバと［グループ］の中にある端末機器を管理できる。１−１−２、１−１−３はそれぞれ異なる本社サーバを示し、その配下にある支社サーバとグループサーバ、そして［グループ］の中にある端末機器を管理できる。１−１−４、１−１−５、１−１−６、１−１−７はそれぞれ異なる支社サーバを示し、その配下にあるグループサーバ、そして［グループ］の中にある端末機器を管理できる。１−１−８〜１−１−１５はそれぞれ、グループサーバを示し、その配下にある［グループ］の中にある端末機器を管理できる。

ここで、［グループ］にある複数の端末機器は、属性値で表現することができる。例えば、グループサーバ１−１−８の中にある端末機器の属性値（ＩＤｘ，ＩＤｙ，ＩＤｚ）は、（００１，００１，００１）と表すことができる。また、グループサーバ１−１−１３の中にある端末機器の属性値（ＩＤｘ，ＩＤｙ，ＩＤｚ）は、（００２，００１，００２）と表すことができる。

以上のように、ネットワークの各ブランチが末広がりになる構造を段階的に属性値で表し、ブランチ構造の末端にある端末機器に属性値を与えることにより、端末機器へ属性値をアサインできる方法が提案されている。また、それら端末機器の属性値を連接したうえでＨａｓｈ演算を行うなどを施すことにより、端末機器の暗号鍵や認証鍵に用いる提案もされている（例えば、特許文献１参照）。

特開２００８−１２４８８４号公報

上記の提案ではまた、ＩＰマルチキャスト方式を用いることにより、属性値を知っているセンターサーバが、マルチキャストパケットを送信するだけで、ある［グループ］の複数の端末機器に対して、同じ暗号鍵を使った秘匿通信を行うことができる提案がなされている。更に、認証においては、ＩＰマルチキャスト方式を用いることにより、上記提案以前は各属性数の積の回数だけパケット送信が必要だったのに対し、上記提案によれば各属性数の和の回数だけのパケット送信回数で済む。例えば、図７の場合、上記提案以前は８回（＝２×２×２）のパケット送信が必要であるところ、上記提案によれば６回（＝２＋２＋２）のパケット送信で済む。

しかしながら、実際の運用面を考えた場合、属性値により管理されるネットワークシステムの各属性には、以下のような課題が存在する。

例えば、秘密鍵の安全性を継続的に維持するため、ネットワークシステム全体を統括しているセンターから、ネットワークシステムの末端部に設けられ暗号通信用の鍵を生成する為の秘密シードｓをある期間を設定して更新することが十分に考えられる。この時、想定される膨大な数の端末機器に向けて秘密シードｓを更新できても、その秘密シードｓによる運用への切り替えタイミングを、更新機能だけで全ての端末機器を同時刻に更新することは困難である。このため端末機器によっては、従前の秘密シードｓを使うものと、新しい秘密シード（新秘密シードｓ’）を使うものとが一時的に混在することになり、暗号通信が成り立たなくなり、実際の運用に多大な障害を与えることが懸念される。

本発明は、秘密シードｓから新秘密シードｓ’による運用への切り替えを、全ての端末機器でほぼ同時に実施することができるようにしようとするものである。

本発明は、上記の課題に基づき、ネットワークシステムへ設置された端末機器の秘密シードｓを更新する方法として、新秘密シードｓ’を複数の分解秘密鍵に分けたうえに、その新秘密シードｓ’の利用開始時刻を指定できる手段としての新秘密シードｓ’配布手段、これら端末機器に設定された分解秘密鍵から新秘密シードｓ’を生成する新秘密シードｓ’再生手段、更にこれら端末機器に設定された新秘密シードｓ’の利用時刻を有効にする新秘密シードｓ’有効手段を備えることにより、新秘密シードｓ’による運用へ切り替えるタイミングを、全ての端末機器でほぼ同時にすることができるネットワークシステムを提供するものである。

具体的には、本発明の態様によれば、一つの秘密シードｓを基本に、端末機器やサーバがそれらの属性値との演算から作られた階層的な鍵の構成を使って暗号化した通信メッセージをマルチキャストで配布する暗号鍵管理方法を備えた階層構造のネットワークシステムにおいて、唯一秘密シードｓを更新できる当該ネットワークシステム内の最上位階層に位置するサーバに新秘密シードｓ’配布手段を備え、該新秘密シードｓ’配布手段は、複数の分解鍵を生成すると共に生成した複数の分解鍵のそれぞれを端末機器が既知である複数の暗号鍵のそれぞれで暗号化した情報と、新秘密シードｓ’に基づいて算出される暗号鍵を用いたネットワークシステムの運用開始の期日と時刻の情報と、当該運用開始の期日と時刻を前記新秘密シードｓ’でＭＡＣ演算した認証用演算値情報とを連接した秘密シード更新情報（コマンド）を、前記端末機器向けに生成し、端末機器に送信することで秘密シードｓを更新し運用することを特徴とするネットワークシステムが提供される。

本ネットワークシステムにおいては、前記新秘密シードｓ’配布手段は、前記新秘密シードｓ’に基づいて算出される暗号鍵を下位階層にある全サーバに直接あるいは間接的に配布する。

本ネットワークシステムにおいてはまた、前記端末機器は新秘密シードｓ’再生手段を備え、該新秘密シードｓ’再生手段は、前記生成された秘密シード更新情報（コマンド）を受信して複数の暗号化分割シードに分離し、当該端末機器が既知である複数の暗号鍵を用いて前記分離した複数の暗号化分割シードをそれぞれ復号し、該復号した暗号化分割シードにあらかじめ定められた演算を行なうことにより新秘密シードｓ’を再生すると共に、前記運用開始の期日と時刻の情報をＭＡＣ演算した結果と、前記認証用演算値情報を比較して正規の運用開始の期日と時刻の更新情報（コマンド）であることを判定する。

本ネットワークシステムにおいては更に、前記ネットワークシステム内の最上位階層に位置するサーバが更に、新秘密シードｓ’有効手段を備え、該新秘密シードｓ’有効手段は、当該サーバが前記端末機器に配布した新秘密シードｓ’と、当該サーバが全サーバに直接あるいは間接的に配布した新しい暗号鍵とを、前記運用開始の期日と時刻の情報に従い、当該運用開始の期日と時刻に至ったならば当該ネットワークシステム全運用に対して前記新秘密シードｓ’再生手段で再生された前記新秘密シードｓ’及びそれに基づいて算出される暗号鍵に切り替えて運用を開始する事前の許可を与える。

本発明の他の態様によれば、一つの秘密シードｓを基本に、端末機器やサーバがそれらの属性値との演算から作られた階層的な鍵の構成を使って暗号化した通信メッセージをマルチキャストで配布する暗号鍵管理方法を備えた階層構造のネットワークシステムにおける端末機器の秘密シードｓ更新方法であって、唯一秘密シードｓを更新できる当該ネットワークシステム内の最上位階層に位置するサーバにおいて、複数の分解鍵を生成すると共に生成した複数の分解鍵のそれぞれを端末機器が既知である複数の暗号鍵のそれぞれで暗号化した情報と、新秘密シードｓ’に基づいて算出される暗号鍵を用いたネットワークシステムの運用開始の期日と時刻の情報と、当該運用開始の期日と時刻を前記新秘密シードｓ’でＭＡＣ演算した認証用演算値情報とを連接した秘密シード更新情報（コマンド）を、前記端末機器向けに生成することを特徴とするネットワークシステムにおける端末機器の秘密シードｓ更新方法が提供される。

本秘密シードｓ更新方法においては、前記ネットワークシステム内の最上位階層に位置するサーバは、前記新秘密シードｓ’に基づいて算出される暗号鍵を下位階層にある全サーバに直接あるいは間接的に配布する。

本秘密シードｓ更新方法においてはまた、前記端末機器において、前記生成された秘密シード更新情報（コマンド）を受信して複数の暗号化分割シードに分離し、当該端末機器が既知である複数の暗号鍵を用いて前記分離した複数の暗号化分割シードをそれぞれ復号し、該復号した暗号化分割シードにあらかじめ定められた演算を行なうことにより新秘密シードｓ’を再生すると共に、前記運用開始の期日と時刻の情報をＭＡＣ演算した結果と、前記認証用演算値情報を比較して正規の運用開始の期日と時刻であることを判定する。

本秘密シードｓ更新方法においては更に、前記ネットワークシステム内の最上位階層に位置するサーバが更に、当該サーバが前記端末機器に配布した新秘密シードs’と、当該サーバが全サーバに直接あるいは間接的に配布した新しい暗号鍵とを、前記運用開始の期日と時刻の情報に従い、当該運用開始の期日と時刻に至ったならば当該ネットワークシステム全運用に対して前記端末機器において再生された前記新秘密シードｓ’及びそれに基づいて算出される暗号鍵に切り替えて運用を開始する事前の許可を与える。

本発明によれば、ネットワークシステムにおいて最上位階層に位置するサーバが、新秘密シードｓ’配布手段を有していることにより、ネットワークシステムへ設置された端末機器の新秘密シードｓ’を、複数の分解鍵に分けることで機密性を保持しながら、更にその新秘密シードｓ’の利用開始時刻を指定することができる。これにより、秘密シードｓから新秘密シードｓ‘による運用へ切り替えるタイミングを、全ての端末機器でほぼ同時に実施することができる。

本発明の実施形態にかかるネットワークシステムの基本構成を示す図である。 図１に示された複数のグループのそれぞれを構成している端末機器を示した図である。 図１のセンターに備えられる新秘密シードｓ’配布手段の構成について説明するための図である。 図２の端末機器に備えられる新秘密シードｓ’再生手段について説明するための図である。 本発明の第１の実施例の動作を説明するためのシーケンスを示した図である。 本発明の第２の実施例の動作を説明するためのシーケンスを示した図である。 本発明に関連する技術を説明するためにネットワークシステムの基本構成を示した図である。

本発明は、端末機器やサーバがそれらの属性に基づいた鍵の構成を使って暗号化した通信メッセージをマルチキャストで実現する暗号鍵管理方法を備えたネットワークシステムにおいて、このネットワークシステムによる運用を具体的に実現するため、以下の手段を備えることを特徴とする。

すなわち、本発明の実施形態にかかるネットワークシステムは、本ネットワークシステムに設置された端末機器の秘密シードｓを複数の分解秘密鍵に分け、新秘密シードｓ’の利用開始時刻を指定できる実現手段としての新秘密シードｓ’配布手段、これら端末機器に設定された分解秘密鍵から新秘密シードｓ’を生成する新秘密シードｓ’再生手段、これら端末機器に設定された新秘密シードｓ’の利用時刻を有効にする新秘密シードｓ’有効手段を構成要素として備えることを特徴としている。なお、以降の開始時刻というのは、時刻だけでなく、期日をも含むものとする。

図１を参照して、本発明の実施形態にかかるネットワークシステムについて説明する。図１において、図７で説明した構成要素と同じ構成要素については同じ参照符号を付している。

図７でも説明したように、図１において、［センター］、［本社］、［支社］、［グループ］はそれぞれ属性を示す。これらの各属性を結ぶネットワークで構成されている組織は、［センター］を先頭に［本社］、［支社］、［グループ］の属性順にピラミッド構造（階層構造）を成している。

［グループ］には、一つ以上の端末機器が接続されている。［グループ］の中にある端末機器は、端末機器が接続された装置のステータス情報をネットワークへ送信し、各属性は、それぞれが持つ受信権限の範囲内でそれらのステータスを受信できる。受信権限というのは、例えば、暗号や認証において復号できるか否か、あるいは認証できるか否かで区別されても良い。

センターサーバ１−１−１’は、ネットワークで構成される組織、即ち配下にある各属性のサーバと［グループ］の中にある端末機器を管理できる。本社サーバ１−１−２、１−１−３はそれぞれ、その配下にある支社サーバとグループサーバ、そして［グループ］の中にある端末機器を管理できる。支社サーバ１−１−４〜１−１−７はそれぞれ、その配下にあるグループサーバ、そして［グループ］の中にある端末機器を管理できる。グループサーバ１−１−８〜１−１−１５はそれぞれ、その配下にある［グループ］の中にある端末機器を管理できる。

［グループ］にある複数の端末機器は、属性値で表現することができる。例えば、グループサーバ１−１−８の中にある端末機器の属性値（ＩＤｘ，ＩＤｙ，ＩＤｚ）は、（００１，００１，００１）と表すことができる。また、グループサーバ１−１−１２の中にある端末機器の属性値（ＩＤｘ，ＩＤｙ，ＩＤｚ）は、（００２，００１，００１）と表すことができる。

同様に、各サーバも属性値で表現することができる。例えば、本社サーバ１−１−２の属性値（ＩＤｘ，ＩＤｙ，ＩＤｚ）は、（００１，０００，０００）と表すことができる。また、支社サーバ１−１−７の属性値（ＩＤｘ，ＩＤｙ，ＩＤｚ）は、（００２，００２，０００）と表すことができる。

図２は、図１に示された［グループ］１−１−８から［グループ］１−１−１５までのそれぞれが構成している端末機器を示す。図２によれば、８個ある属性値（ＩＤｘ，ＩＤｙ，ＩＤｚ）の各［グループ］下にある端末機器がそれぞれ、固有番号（固有ＩＤ）を持っていることが分かる。固有番号というのは唯一無二の識別子であり、例えばベンダー名に製造番号を連接したもの等を示す。図２では、各［グループ］に４台ずつの端末機器が接続されていることが分かる。つまり、属性値（ＩＤｘ，ＩＤｙ，ＩＤｚ）＝（００１，００１，００１）を例に挙げると、その中で構成されている端末機器は、端末機器（Ｎ００１）１−２−１、端末機器（Ｎ００２）１−２−２、端末機器（Ｎ００３）１−２−３、端末機器（Ｎ００４）１−２−４の４台ある。

本実施形態では、以上の構成に加え、各属性には以下の手段を付加している。すなわち、図１の最上位階層に位置するセンターサーバ１−１−１’は、図３に示す新秘密シードｓ’配布手段１−１−１−１に加えて、新秘密シードｓ’有効手段１−１−１−２を備える。一方、図２に示す端末機器１−２−１には、新秘密シードｓ’再生手段１−２−１−１を備えている。図２では、便宜上、端末機器１−２−１のみに新秘密シードｓ’再生手段１−２−１−１を付加することを示しているが、新秘密シードｓ’再生手段はすべての端末機器に付加される。

次に、図３を参照して、本実施形態の要部となる新秘密シードｓ’配布手段１−１−１−１について説明する。

図３は、全ての［端末機器］１−２−１、１−２−２、１−２−３などへ新しい秘密シード（新秘密シードｓ’）を送り届けるために、図１に示されたセンターサーバ１−１−１’に搭載されている新秘密シードｓ’配布手段１−１−１−１の実現に必要な基本構成を示したものである。

図３に示す基本構成は、２つの部分から成る。１つは、分解鍵暗号化部１−３−２０であり、もう一つは認証情報生成部１−３−２１である。秘密シードｓ更新出力１−３−１５は、それら２つの部分で生成された情報を連接しコマンドを生成することで成り立っている。

まず、分解鍵暗号化部１−３−２０では、分解鍵生成部１−３−１において任意の４つの分解鍵ｓ１，ｓ２，ｓ３，ｓ４を生成し、新秘密シードｓ’＝ｓ１＾ｓ２＾ｓ３＾ｓ４とする。記号＾は排他的論理和を示す。或いは、先に新秘密シードｓ’を決め、同様な計算解になるような４つの分解鍵ｓ１，ｓ２，ｓ３，ｓ４を求めても良い。

次に、端末機器が知っている４つの鍵、即ちデータ鍵ｓ１−３−２（秘密シードｓ）、認証鍵ａｓｚ１−３−３、認証鍵ａｆｙ１−３−４、認証鍵ａｃｘ１−３−５を使って４つの分解鍵をそれぞれ暗号演算器１−３−６、１−３−７、１−３−８、１−３−９で暗号化し、連接器１−３−１０で連接する。ここで、秘密シードｓはデータ暗号用の鍵としても使用される。

一方、認証情報生成部１−３−２１では、センターサーバ１−１−１’が全ての［端末機器］１−２−１、１−２−２、１−２−３などにおいて正しいセンターサーバからの情報を受け取っていることを認証してもらうため、次の認証情報式（１）をセンターサーバ１−１−１’で作成する。

[start_time] || MAC( s’， ［start_time］ ) （１）

記号||は、その記号の両側にある値又は式の値を単純に連接することを示す。MACは、Message Authentication Codeを意味し、例えばMAC（key3，△△△）とは、△△△に認証鍵Key3を使ってＭＡＣ演算を行った値を示す。Ｅ（k、s）はデータｓを暗号鍵ｋで暗号化した暗号文を示す。

式（１）は、新秘密シードｓ’を運用に用いる開始時刻を生成するＣｌｏｃｋ部１−３−１１で生成した開始時刻[start_time]と、認証鍵として生成される新秘密シードｓ’１−３−１３をＭＡＣ演算器１−３−１２でＭＡＣ演算する。続いて、そのＭＡＣ演算値（認証用演算値情報）を認証情報１−３−１４として連接し、連接器１−３−１０で分解鍵暗号化部１−３−２０からの情報と連接され、最終的に秘密シードｓ更新出力｛秘密シード更新情報（コマンド）｝１−３−１５として次の式（２）が出力される。なお、式（２）先頭の[chg_sk_full_z1]は、本機能を端末機器で実行させるコマンドである。

[chg_sk_full_z1] || E(s， s１) || E(asz， s２) || E(afy， s３) || E(acx， s４) || start_time || MAC(s’， start_time) （２）

続いて、図４を参照して、本実施形態の要部であり、端末機器に備えられる新秘密シードｓ’再生手段について説明する。図４は、新秘密シードｓ’再生部１−４−２０、認証情報確認部１−４−２１から構成されている。

新秘密シードｓ’再生手段１−２−１−１は、式（２）から次の式（３）、（４）を分離することで新秘密シードｓ’と、この新秘密シードｓ’を運用に用いる開始時刻を同時に入手し、更に開始時刻を認証情報に使っている。これらは、図４に示す秘密シード情報の分離部１−４−１と、認証情報１−４−１３への分配が該当する。

E(s， s１) || E(asz， s２) || E(afy， s３) || E(acx， s４) （３）

start_time （４）

式（３）から明らかな通り、データ鍵ｓ１−４−２、認証鍵ａｓｚ１−４−３、認証鍵afy１−４−４、認証鍵acx１−４−５を使い、それぞれの復号演算器１−４−６、１−４−７、１−４−８、１−４−９で復号された分割鍵の各出力より、分割鍵再生演算器１−４−１０を用いて、新秘密シードｓ’をｓ’＝ｓ１＾ｓ２＾ｓ３＾ｓ４の演算により求めることが出来る。

また、式（４）からも明らかに新秘密シードｓ’を運用に用いる開始時刻を知ることができ、更に新たに得られた新秘密シードｓ’出力１−４−１５を認証鍵として、認証情報１−４−１３からＭＡＣ演算器１−４−１２と比較器１−４−１１を経て認証結果判定１−４−１４を得ることができる。

続いて、本実施形態の要部であり、センターサーバ１−１−１’に備えられる新秘密シードｓ’有効手段１−１−１−２について説明する。

新秘密シードｓ’有効手段１−１−１−２の機能は、前記した新秘密シードｓ’を運用に用いる開始時刻start_timeを改めて有効に機能させることを指示する次の実行式（５）、（６）、（７）のコマンドにより成り立つ。

[enbl_full_x] || count || MAC(acx， count ) （５）

[enbl_full_y] || count || MAC(afy， count ) （６）

[enbl_full_z] || count || MAC(asz， count ) （７）

従って、このコマンドが発せられる前に、式（２）が全ての端末機器に配布されたことを確認できることが必要となる条件と考えても良い。このように、少なくとも新秘密シードｓ’配布手段１−１−１−１だけでは、新秘密シードｓ’による運用を開始することができないようにして、いわゆるフェイルセーフ（ｆａｌｅｓａｆｅ）の機能を実現している。

前記式（５）−（７）のcountはコマンド発行毎にインクリメントされる数値（又は乱数でも良い）でコマンドの確認時等にどのコマンドの確認かを知るために使用される。

［第１の実施例］
図５に、センターを頂点とした組織下にあるすべての端末機器の秘密シードｓの更新、配布を行う第１の実施例をシーケンスで示す。第１の実施例では、［センター］以下の属性を［本社］：IDx，［支社］：IDy，［グループ］：IDzの３つに定義している。但し、動作説明を簡素化するため、各属性のサーバのうち［グループ］には、サーバを設けない。その代わり、ゲートウェイなどの通信機器でサブネットワークを構築し、そのサブネットワークをある端末機器の属性群IDzとする。従って、実質的に［グループ］の属性IDzは、支社サーバが担うこととなる。

第１の実施例のシーケンスは、以下の（１）〜（７）のシーケンスに分けて説明することができる。

（１）新データ鍵の配布
（２）新秘密シードｓ’の配布
（３）支社における端末機器の新秘密シードｓ’受信の確認認証と集約
（４）本社における支社の新秘密シードｓ’受信の確認と集約
（５）センターにおける本社の新秘密シードｓ’受信の確認
（６）新秘密シードｓ’の運用許可
（７）運用許可の確認返信
（８）新秘密シードｓ’による運用開始

［第１の実施例の構成］
第１の実施例の基本構成は、図１と同じである。

［センター］１−１−１’、［本社］１−１−２、１−１−３、[支社]１−１−４〜１−１−７、［グループ］１−１−８〜１−１−１５における既存の保有情報を次のように定義する。

［センター］秘密シード：ｓ ，属性鍵：ａｃx ， ａｆy ， ａｓz ，端末機器の固有番号と各属性値ＩＤｘ，ＩＤｙ，ＩＤｚは既知。
［本 社］データ鍵ｄｃｘ ，属性鍵：ａｃz ，ａｆ0 ，ａｓ0
「支 社］データ鍵ｄｆｘy ，属性鍵：ａｃx ，ａｆy ，ａｓ0
［グループ］データ鍵ｄｓｘyz ，属性鍵：ａｃx ，ａｆy ，ａｓz
［端末機器］秘密シード：ｓ，データ鍵ｄｃｘ ，ｄｆｘy ，ｄｓｘyz ，属性鍵：acx ，afy ，asz ，自己の固有番号と属性値ＩＤｘ，ＩＤｙ，ＩＤｚは既知。

但し、［グループ］の属性サーバに相当するものは、支社サーバが管理する。

［第１の実施例の動作］
前述の通り、第１の実施例のシーケンスは、（１）新データ鍵の配布、（２）新秘密シードｓ’の配布、（３）支社における端末機器の新秘密シードｓ’受信の確認認証と集約、（４）本社における支社の新秘密シードｓ’受信の確認と集約、（５）センターにおける本社の新秘密シードｓ’受信の確認、（６）新秘密シードｓ’の運用許可、（７）運用許可の確認返信、の７つに分かれており、図５を参照して、それぞれについて説明する。

（１）新データ鍵の配布
シーケンス２−１が示すように、センターから本社用の新データ鍵ｄｃｘ’が従前のデータ鍵ｄｃｘで暗号化されて本社へ送付される。

E(dcx ，dcｘ’)

次に、シーケンス２−２が示すように、本社において、受け取った新データ鍵ｄｃｘ’を基に支社用の新データ鍵ｄｆｘｙ’を生成し、従前のデータ鍵ｄｆｘｙで暗号化して支社へ送付する。

E(dｆxｙ ，ｄｆｘｙ’)

次に、シーケンス２−３が示すように、支社において、受け取った新データ鍵ｄｆｘｙ’を基にグループ用の新データ鍵ｄｓｘｙｚ’を生成し、従前のデータ鍵ｄｓｘｙｚで暗号化してグループへ送付する。ただし、この例の場合は、支社とグループは同一サーバである。

E(dsxyz，dsxyz’)

新データ鍵ｄｃｘ’、ｄｆｘｙ’、ｄｓｘｙｚ’は一旦各サーバに格納されるが、後に述べる運用許可のタイミングから旧データ鍵に置き換えて運用される。

（２）新秘密シードｓ’の配布
シーケンス２−４が示すように、センター配下にある属性サーバに対して、秘密シードｓが更新される。即ち、センターは、一連のデータ鍵が更新される時刻を周知させるため、start_timeを認証鍵acxで暗号化した情報を、次の実行式によりマルチキャストで配信する。

[chg_sk_full_z0] || E(acx， start_time )

続いて、センターは、シーケンス２−５に示すように、すべての端末機器に対して、新秘密シードｓ’を分解鍵の形で暗号化し、更にstart_timeを新秘密シードｓ’を認証鍵とした認証情報付きで送付する。

[chg_sk_full_z1] || E(s， s１) || E(asz， s２) || E(afy， s３) || E(acx， s４) || start_time || MAC(s’， start_time)

（３）支社における端末機器の新秘密シードｓ’受信の確認認証と集約
シーケンス２−７が示すように、端末機器においてセンターからの秘密シードｓ’の受信認証がＯＫであった場合、支社は次の実行式をレスポンスとして受け取る。

[chg_sk_full_res] || E (dsxyz， i || [auth_ok] || ｎi )

但し、ｎi = count || MAC ( acx＾afy ， count )
[chg_sk_full_res]は、レスポンスを示す。記号＾は、ここではacxとafyの排他的論理和を示す。

このまま[chg_sk_full_res]以下をレスポンスとして支社へユニキャスト送信する。

ｎi は、端末機器が支社に自分（端末機器）を認証してもらう実行コマンドを示す。支社において、認証鍵acx＾afyを用いてcountのＭＡＣ値を計算し、同じＭＡＣ値になる、即ち支社が各端末機器と同じ認証鍵acx＾afyを持っていることで認証ＯＫを確認できる。

この後、支社は、端末機器が支社に自分（端末機器）を認証してもらう実行コマンドｎi を演算した認証結果を、次の実行式を用いて端末機器へ送り返すが、図５へのシーケンス図示は省略する。

auth_ok ⇒ [chg_sk_full_res] || E (dsxyz， [auth_ok] || i )

[chg_sk_full_res]は、レスポンスを示す。このまま[chg_sk_full_res]以下をレスポンスとして端末機器へユニキャスト送信する。

[auth_ok]は、支社において端末機器を認証した結果を示す。またi は、端末機器の固有番号を示す。

（４）本社における支社の新秘密シードｓ’更新の確認と集約
シーケンス２−８が示すように、本社は、各支社単位で集約した端末機器の認証結果を、次の実行式をレスポンスとして受け取る。

[chg_sk_full_res] || E (dfxy， IDy || pi ||∀[auth_ok] || IDx || IDy || IDz || i )

但し、ｐi = count || MAC(acx ， count )
[chg_sk_full_res]は、レスポンスを示す。このまま[chg_sk_full_res]以下をレスポンスとして本社へユニキャスト送信する。

∀は、∀に続く式（又は式の集合）が収集した端末機器からの認証結果の集約を意味する。

ｐi は、支社が本社に自分（支社）を認証してもらう実行コマンドを示す。本社において、認証鍵acxを用いてcount のＭＡＣ値を計算し、同じＭＡＣ値になる、即ち本社が各支社と同じ認証鍵acxを持っていることで認証ＯＫを確認できる。

この後、本社は、支社が本社に自分（支社）を認証してもらう実行コマンドｐi を演算した認証結果を、次の実行式を用いて支社へ送り返すが、図５へのシーケンス図示は省略する。

auth_ok ⇒ [chg_sk_full_res] || E (dfxy， [auth_ok] || IDy )

[chg_sk_full_res]は、レスポンスを示す。このまま[chg_sk_full_res]以下をレスポンスとして支社へユニキャスト送信する。

[auth_ok]は、本社において支社を認証した結果を示す。またIDy は、認証した支社の属性を示す。

（５）センターにおける本社の新秘密シードｓ’更新の確認
シーケンス２−９が示すように、センターは、各本社単位で集約した端末機器の認証結果を、次の実行式をレスポンスとして受け取る。

[chg_sk_full_res] || E (dcx， IDx || qi ||∀[auth_ok] || IDx || IDy || IDz || i )

但し、ｑi = count || MAC(acx＾af0＾as0 ， count )
[chg_sk_full_res]は、レスポンスを示す。このまま[chg_sk_full_res]以下をレスポンスとしてセンターへユニキャスト送信する。

ｑi は、本社がセンターに自分（本社）を認証してもらう実行コマンドを示す。センターにおいて、認証鍵acx＾af0＾as0を用いてcount のＭＡＣ値を計算し、同じＭＡＣ値になる、即ちセンターが各本社と同じ認証鍵acx＾af0＾as0を持っていることで認証ＯＫを確認できる。

この後、センターは、本社がセンターに自分（本社）を認証してもらう実行コマンドｑi を演算した認証結果を、次の実行式を用いて本社へ送り返すが、図５へのシーケンス図示は省略する。

auth_ok ⇒ [chg_sk_full_res] || E (dcx， [auth_ok] || IDx )

[chg_sk_full_res]は、レスポンスを示す。このまま[chg_sk_full_res]以下をレスポンスとして本社へユニキャスト送信する。

[auth_ok]は、センターにおいて本社を認証した結果を示す。またIDx は、認証した本社の属性を示す。

（６）新秘密シードｓ’の運用許可
シーケンス２−１０が示すように、各属性及びすべての端末機器に対し、本社の属性を示すIDｘの許可を次の実行式で実行する。なお、第１の実施例において認証の命令を発信するのは［センター］である。

[enbl_full_x] || count || MAC(acx， count )

[enbl_full_x]は実行コマンドを示す。countは、カウント値を示す。このまま[enbl_full_x]以下を暗号化せずにマルチキャスト送信を行う。

[enbl_full_x]以下は、送信先の属性IDxが正しいか否かを認証すると同時に新秘密シードｓ’の更新許可を与える実行式を示す。

即ち、端末機器や各属性において、countのＭＡＣ値を属性IDxの認証鍵acxで計算し、同じＭＡＣ値になる、即ち各端末機器や属性における属性IDxがセンターと同じ認証鍵acxを持っていることを確認したうえで、新秘密シードｓ’の更新許可を与える。

次に、シーケンス２−１１が示すように、各属性及びすべての端末機器に対し、支社の属性を示すIDｙの許可を次の実行式で実行する。

[enbl_full_y] || count || MAC(aｆｙ， count )

[enbl_full_y]は実行コマンドを示す。countは、カウント値を示す。このまま[enbl_full_y]以下を暗号化せずにマルチキャスト送信を行う。

[enbl_full_y]以下は、送信先の属性IDyが正しいか否かを認証すると同時に新秘密シードｓ’の更新許可を与える実行式を示す。

即ち、端末機器や各属性において、countのＭＡＣ値を属性IDyの認証鍵afyで計算し、同じＭＡＣ値になる、即ち各端末機器や属性における属性IDyがセンターと同じ認証鍵afyを持っていることを確認したうえで、新秘密シードｓ’の更新許可を与える。

次に、シーケンス２−１２が示すように、各属性及びすべての端末機器に対し、グループの属性を示すIDzの許可を次の実行式で実行する。

[enbl_full_z] || (count || MAC(asz， count )

[enbl_full_z]は実行コマンドを示す。countは、カウント値を示す。このまま[enbl_full_z]以下を暗号化せずにマルチキャスト送信を行う。

[enbl_full_z]以下は、送信先の属性IDzが正しいか否かを認証すると同時に新秘密シードｓ’の更新許可を与える実行式を示す。

即ち、端末機器や各属性において、countのＭＡＣ値を属性IDzの認証鍵aszで計算し、同じＭＡＣ値になる、即ち各端末機器や属性における属性IDzがセンターと同じ認証鍵aszを持っていることを確認する。

（７）運用許可の確認返信
上記（３）、（４）、（５）と同様の動作となる。

（８）新秘密シードｓ’による運用開始
上記一連の操作により各端末器とサーバに新秘密シードｓ’と新データ鍵ｄｃｘ’、ｄｆｘｙ’、ｄｓｘｙｚ’が更新され配信されたstart_timeに一斉に更新され新しい鍵による運用が行われる。

［第１の実施例の効果］
以上説明したように、端末機器やサーバがそれらの属性に基づいた鍵の構成を使って暗号化した通信メッセージをマルチキャストで実現する暗号鍵管理方法を備えたネットワークシステムを具体的に実現する際、本発明の第１の実施例は、以下に記載するような効果を奏する。

第１の効果は、センター１−１−１’が、図３に示す新秘密シードｓ’配布手段１−１−１−１のような構成要素を有していることにより、ネットワークシステムへ設置された端末機器の新秘密シードｓ’を、複数の分解秘密鍵に分けることで機密性を保持しながら、更にその新秘密シードｓ’の利用開始時刻を指定することができることである。

第２の効果は、端末機器に新秘密シードｓ’再生手段１−２−１−１が設けられていることにより、第１の効果によってこれら端末機器に設定された分解秘密鍵から、新秘密シードｓ’を生成することができることである。

第３の効果は、センター１−１−１’が新秘密シードｓ’有効手段１−１−１−２のような構成要素を有していることにより、秘密シードｓから新秘密シードｓ’による運用へ切り替えるタイミングを、全ての端末機器でほぼ同時に実施することができることである。

［第２の実施例］
本発明の第２の実施例は、その基本的構成は第１の実施例と同じであるが、ユニキャスト方式により単体の端末機器の新秘密シードｓ’の更新をも包括できる点を工夫している。

図６にセンターを頂点とした組織下にある一つの端末機器の新秘密シードｓ’の更新を行う第２の実施例をシーケンスで示す。第２の実施例では、［センター］以下の属性を［本社］：IDx，［支社］：IDy，［グループ］：IDzの３つに定義している。但し、動作説明を簡素化するため、各属性のサーバのうち［グループ］には、サーバを設けない。その代わりに、ゲートウェイなどの通信機器でサブネットワークを構築し、そのサブネットワークをある端末機器の属性群IDzとする。従って、実質的に［グループ］の属性IDzは、支社サーバが担うこととなる。

第２の実施例のシーケンスは、次の７つに分かれている。

（１）新データ鍵の配布
（２）新秘密シードｓ’の配布
（３）支社における端末機器の新秘密シードｓ’受信の確認と転送
（４）本社における端末機器の新秘密シードｓ’受信の確認と転送
（５）センターにおける本社の新秘密シードｓ’受信の確認
（６）新秘密シードｓ’の運用許可（下り）
（７）運用許可の確認返信（上り）

図６を参照して、上記（１）〜（７）のそれぞれについて説明する。

（１）新データ鍵の配布
シーケンス３−１が示すように、センターにおいて、本社用のデータ鍵ｄｃｘ’が従前のデータ鍵ｄｃｘで暗号化されて本社へ送付される。

E(dcx， ｄｃｘ’)

次に、シーケンス３−２が示すように、センターにおいて、支社用の新データ鍵ｄｆｘｙ’が従前のデータ鍵ｄｆｘｙで暗号化されて支社へ送付される。

E(dｆxｙ， ｄｆｘｙ’)

次に、シーケンス３−３が示すように、センターにおいて、グループ用の新データ鍵ｄｆｘｙ’が従前のデータ鍵ｄｓｘｙｚで暗号化されてグループへ送付される。但し、この例の場合は、支社とグループは同一サーバである。

E(dsxｙｚ，ｄsｘｙz’)

（２）新秘密シードｓ’の配布
（センター−本社間）
シーケンス３−４が示すように、センターから本社宛に次の実行式が送付される。なお、第２の実施例において新秘密シードｓ’の更新命令を発信できるのは［センター］だけである。

[chg_sk] ||E (dcx， start_time || MAC(acx＾af0＾as0， start_time) || E(s， s１) || E(asz， s２) || E(afy， s３) || E(acx， s４))

[chg_sk]は、センターから単体の端末機器の新秘密シードｓ’の更新を行う実行コマンドを示す。このまま[chg_sk]以下を暗号化してユニキャスト送信を行う。

[chg_sk]以下前半にあるstart_time || MAC(acx＾af0＾as0， start_time)は、本社においてこのコマンドを送ったセンターが確かに正規のセンターであることを認証してもらうために送る実行式を示す。即ち、センターサーバにおいて、start_timeのＭＡＣ値を本社の認証鍵acx＾af0＾as0で計算し、同じＭＡＣ値になる、即ち本社における属性鍵acx＾af0＾as0がセンターと同じ認証鍵acx＾af0＾as0を持っていることを確認する。

また[chg_sk]以下後半にあるE(s， s１) || E(asz， s２) || E(afy， s３) || E(acx， s４)は、新秘密シードｓ’の分解鍵をそれぞれ暗号化し連接した実行式を示す。

次に、シーケンス３−５が示すように、センターは本社における認証結果を、次の実行式のレスポンスとして受け取る。

[chg_sk_res] || E (dcx， [auth_ok] || qi )
qi = count || MAC(acx＾af0＾as0 ， count)

[chg_sk_res]は、レスポンスを示す。このまま[chg_sk_res]以下をレスポンスとしてセンターへユニキャスト送信する。

[auth_ok]は、本社においてセンターを認証した結果を示す。qi は、本社がセンターに自分（本社）を認証してもらう実行コマンドを示す。センターにおいて、認証鍵acx＾af0＾as0を用いてcount のＭＡＣ値を計算し、同じＭＡＣ値になる、即ちセンターが本社と同じ認証鍵acx＾af0＾as0を持っていることで認証ＯＫを確認できる。

更に、センターは、本社がセンターに自分（本社）を認証してもらうpiを演算した認証結果を、本社へ送り返すが、説明を簡略化するためここではシーケンスを割愛する。

（本社−支社間）
シーケンス３−６が示すように、本社から支社宛に次の実行式が送付される。なお、第２の実施例において新秘密シードｓ’の更新命令を発信できるのはセンターだけであり、その命令をリレーして伝送している。

[chg_sk] ||E (dfxy， start_time || MAC(acx＾af0＾as0， start_time) || E(s， s１) || E(asz， s２) || E(afy， s３) || E(acx， s４))

[chg_sk]は、センターから単体の端末機器の新秘密シードｓ’の更新を行う実行コマンドを示す。このまま[chg_sk]以下を暗号化してユニキャスト送信を行う。

[chg_sk]以下前半にあるstart_time || MAC(acx＾af0＾as0， start_time)は、支社においてこのコマンドを送った本社が確かに正規の本社であることを認証してもらうために送る実行式を示す。

即ち、本社サーバにおいて、countのＭＡＣ値を支社の認証鍵acxで計算し、同じＭＡＣ値になる、即ち支社における属性鍵acxが本社と同じ認証鍵acxを持っていることを確認する。

また、[chg_sk]以下後半にあるE(s， s１) || E(asz， s２) || E(afy， s３) || E(acx， s４)は、新秘密シードｓ’の分解鍵をそれぞれ暗号化した実行式を示す。

次に、シーケンス３−７が示すように、本社は支社における認証結果を、次の実行式のレスポンスとして受け取る。

[chg_sk_res] || E (dｆxｙ， [auth_ok] || pi )
pi = count || MAC(acx＾as0， count)

[chg_sk_res]は、レスポンスを示す。このまま[chg_sk_res]以下をレスポンスとして本社へユニキャスト送信する。

[auth_ok]は、支社において本社を認証した結果を示す。qi は、支社が本社に自分（支社）を認証してもらう実行コマンドを示す。本社において、認証鍵acxを用いてcountのＭＡＣ値 を計算し、同じＭＡＣ値になる、即ち本社が支社と同じ認証鍵acxを持っていることで認証ＯＫを確認できる。

更に、本社は、支社が本社に自分（支社）を認証してもらうqiを演算した認証結果を支社へ送り返すが、説明を簡略化するためここではシーケンスを割愛する。

（３）支社における端末機器の新秘密シードｓ’受信の確認と転送
（支社−端末機器間）
シーケンス３−８が示すように、支社から端末機器宛に次の実行式が送付される。なお、第２の実施例において新秘密シードｓ’の更新命令を発信できるのは［センター］であり、その命令をリレーして伝送している。

[chg_sk] ||E (dfxy， start_time || MAC(acx＾afy＾asz， start_time) || E(s， s１) || E(asz， s２) || E(afy， s３) || E(acx， s４))

[chg_sk]は、支社から単体の端末機器の新秘密シードｓ’の更新を行う実行コマンドを示す。このまま[chg_sk]以下を暗号化してユニキャスト送信を行う。

[chg_sk]以下前半にあるstart_time || MAC(acx＾afy＾asz， start_time)は、端末機器においてこのコマンドを送った支社が確かに正規の支社であることを認証してもらうために送る実行式を示す。即ち、支社サーバにおいて、countのＭＡＣ値を端末機器の認証鍵acx＾afy＾aszで計算し、同じＭＡＣ値になる、即ち端末機器における属性鍵acx＾afy＾aszが支社と同じ認証鍵acx＾afy＾aszを持っていることを確認する。

また[chg_sk]以下後半にあるE(s， s１) || E(asz， s２) || E(afy， s３) || E(acx， s４)は、新秘密シードｓ’の分解鍵をそれぞれ暗号化した実行式を示す。

次に、シーケンス３−９が示すように、支社は端末機器における認証結果を、次の実行式のレスポンスとして受け取る。
[chg_sk_res] || E (dsxyz， i || [auth_ok] || ｎi )
ｎi = count || MAC(acx＾afy ， count )

[chg_sk_res]は、レスポンスを示す。このまま[chg_sk_res]以下をレスポンスとして支社へユニキャスト送信する。

[auth_ok]は、端末機器において支社を認証した結果を示す。ni は、端末機器が支社に自分（端末機器）を認証してもらう実行コマンドを示す。支社において、認証鍵acx＾afyを用いてcount のＭＡＣ値を計算し、同じＭＡＣ値になる、即ち支社が端末機器と同じ認証鍵acx＾afyを持っていることで認証ＯＫを確認できる。

更に、支社は、端末機器が支社に自分（端末機器）を認証してもらうqiを演算した認証結果を端末機器へ送り返すが、説明を簡略化するためここではシーケンスを割愛する。

（４）本社における端末機器の新秘密シードｓ’受信の確認と転送
（支社−本社間）
シーケンス３−１０が示すように、支社から本社宛に次の実行式が送付される。なお、第２の実施例において新秘密シードｓ’の更新命令を発信できるのは［センター］であり、その命令が実行された確認レポートをリレーして伝送している。

[chg_sk_res] || E (dfxy， IDy || pi ||[auth_ok] || IDx || IDy || IDz || i )
pi = count || MAC(acx ， count )

[chg_sk_res]は、支社から本社への新秘密シードｓ’更新の確認レポートを中継して返すレスポンスを示す。このまま[chg_sk_res]以下を暗号化してユニキャスト送信を行う。

[auth_ctr_res]以下は、本社においてこのコマンドを送った支社が確かに正規の支社であることを認証してもらい、且つ端末機器の確認結果を本社に送る実行式を示す。即ち、支社サーバにおいて、countのＭＡＣ値を本社の認証鍵acxで計算し、同じＭＡＣ値になる、即ち本社における属性鍵acxが支社と同じ認証鍵acxを持っていることを確認する。また、[auth_ok] || IDx || IDy || IDz || i は、端末機器の確認レポートを示す。

更に、本社は、支社が本社に自分（支社）を認証してもらうqiを演算した認証結果を、実行式を用いて支社へ送り返すが、説明を簡略化するためここではシーケンスを割愛する。

（５）センターにおける本社の新秘密シードｓ’受信の確認
（本社−センター間）
シーケンス３−１１が示すように、本社からセンター宛に次の実行式が送付される。なお、第２の実施例において新秘密シードｓ’の更新命令を発信できるのは［センター］であり、その命令が実行された確認レポートをリレーして伝送している。

[chg_sk_res] || E (dcx， IDx || qi ||[auth_ok] || IDx || IDy || IDz || i )
qi = count || MAC(acx＾af0＾as0 ， count )

[chg_sk_res]は、本社からセンターへの新秘密シードｓ’更新の確認レポートを返すレスポンスを示す。このまま[chg_sk_res]以下を暗号化してユニキャスト送信を行う。

[chg_sk_res]以下は、センターにおいてこのコマンドを送った本社が確かに正規の本社であることを認証してもらい、且つ端末機器の確認結果をセンターに送る実行式を示す。即ち、本社サーバにおいて、countのＭＡＣ値をセンターの認証鍵acx＾af0＾as0で計算し、同じＭＡＣ値になる、即ちセンターにおける属性鍵acx＾af0＾as0が本社と同じ認証鍵acx＾af0＾as0を持っていることを確認する。

また、[auth_ok] || IDx || IDy || IDz || i は、端末機器の確認レポートを示す。更に、センターは、本社がセンターに自分（本社）を認証してもらうniを演算した認証結果を、実行式を用いて支社へ送り返すが、説明を簡略化するためここではシーケンスを割愛する。

（６）新秘密シードｓ’の運用許可（下り）
コマンドとレスポンスのヘッダが異なる以外、基本的にシーケンス３−４、３−５、３−６、３−７、３−８と同じシーケンスとなる。

勿論、４分割された秘密シードｓの連接の送信は必要無い。また、認証に際しては、start_timeではなくcountを用いる。

（７）運用許可の確認返信（上り）
コマンドとレスポンスのヘッダが異なる以外、基本的にシーケンス３−９、３−１０、３−１１と同じシーケンスとなる。

１−１−１−１ 新秘密シードｓ’配布手段
１−１−１−２ 新秘密シードｓ’有効手段
１−２−１−１ 新秘密シードｓ’再生手段
１−３−２０ 分解鍵暗号化部
１−３−２１ 認証情報生成部
１−４−２０ 新秘密シードｓ’再生部
１−４−２１ 認証情報確認部

Claims (9)

1. 一つの秘密シードを基本に、端末機器やサーバがそれらの属性値との演算から作られた階層的な鍵の構成を使って暗号化した通信メッセージをマルチキャストで配布する暗号鍵管理方法を備えた階層構造のネットワークシステムにおいて、
   唯一秘密シードを更新できる当該ネットワークシステム内の最上位階層に位置するサーバに新秘密シード配布手段を備え、
   該新秘密シード配布手段は、複数の分解鍵を生成すると共に生成した複数の分解鍵のそれぞれを端末機器が既知である複数の暗号鍵のそれぞれで暗号化した情報と、新秘密シードに基づいて算出される暗号鍵を用いたネットワークシステムの運用開始の期日と時刻の情報と、当該運用開始の期日と時刻を前記新秘密シードでＭＡＣ演算した認証用演算値情報とを連接した秘密シード更新情報を、前記端末機器向けに生成することを特徴とするネットワークシステム。
2. 請求項１に記載のネットワークシステムにおいて、
   前記新秘密シード配布手段は、前記新秘密シードに基づいて算出される暗号鍵を下位階層にある全サーバに直接あるいは間接的に配布することを特徴とするネットワークシステム。
3. 請求項２に記載のネットワークシステムにおいて、
   前記端末機器は新秘密シード再生手段を備え、
   該新秘密シード再生手段は、前記生成された秘密シード更新情報を受信して複数の暗号化分割シードに分離し、当該端末機器が既知である複数の暗号鍵を用いて前記分離した複数の暗号化分割シードをそれぞれ復号し、該復号した暗号化分割シードにあらかじめ定められた演算を行なうことにより新秘密シードを再生すると共に、前記運用開始の期日と時刻の情報をＭＡＣ演算した結果と、前記認証用演算値情報を比較して正規の運用開始の期日と時刻であることを判定することを特徴とするネットワークシステム。
4. 請求項３に記載のネットワークシステムにおいて、
   前記ネットワークシステム内の最上位階層に位置するサーバは更に、新秘密シード有効手段を備え、
   該新秘密シード有効手段は、当該サーバが前記端末機器に配布した新秘密シードと、当該サーバが全サーバに直接あるいは間接的に配布した新しい暗号鍵とを、前記運用開始の期日と時刻の情報に従い、当該運用開始の期日と時刻に至ったならば当該ネットワークシステム全運用に対して前記新秘密シード再生手段で再生された前記新秘密シード及びそれに基づいて算出される暗号鍵に切り替えて運用を開始する事前の許可を与えることを特徴とするネットワークシステム。
5. 請求項１から４のいずれか１項に記載のネットワークシステムにおいて、
   前記新秘密シード配布手段は、
   複数の分解鍵を生成すると共に生成した複数の分解鍵のそれぞれを端末機器が既知である複数の暗号鍵のそれぞれで暗号化する分解鍵暗号化部と、
   新秘密シードに基づいて算出される暗号鍵を用いたネットワークシステムの運用開始の期日と時刻の情報と、当該運用開始の期日と時刻を前記新秘密シードでＭＡＣ演算した認証用演算値情報とを連接して認証情報として生成する認証情報生成部と、
   前記分解鍵暗号化部で暗合された情報と、前記認証情報とを連接して前記秘密シード更新情報として出力する連接器と、
   を含むことを特徴とするネットワークシステム。
6. 一つの秘密シードを基本に、端末機器やサーバがそれらの属性値との演算から作られた階層的な鍵の構成を使って暗号化した通信メッセージをマルチキャストで配布する暗号鍵管理方法を備えた階層構造のネットワークシステムにおける端末機器の秘密シード更新方法であって、
   唯一秘密シードを更新できる当該ネットワークシステム内の最上位階層に位置するサーバにおいて、複数の分解鍵を生成すると共に生成した複数の分解鍵のそれぞれを端末機器が既知である複数の暗号鍵のそれぞれで暗号化した情報と、新秘密シードに基づいて算出される暗号鍵を用いたネットワークシステムの運用開始の期日と時刻の情報と、当該運用開始の期日と時刻を前記新秘密シードでＭＡＣ演算した認証用演算値情報とを連接した秘密シード更新情報を、前記端末機器向けに生成することを特徴とするネットワークシステムにおける端末機器の秘密シード更新方法。
7. 請求項６に記載の秘密シード更新方法において、
   前記ネットワークシステム内の最上位階層に位置するサーバは、前記新秘密シードに基づいて算出される暗号鍵を下位階層にある全サーバに直接あるいは間接的に配布することを特徴とするネットワークシステムにおける端末機器の秘密シード更新方法。
8. 請求項７に記載の秘密シード更新方法において、
   前記端末機器において、前記生成された秘密シード更新情報を受信して複数の暗号化分割シードに分離し、当該端末機器が既知である複数の暗号鍵を用いて前記分離した複数の暗号化分割シードをそれぞれ復号し、該復号した暗号化分割シードにあらかじめ定められた演算を行なうことにより新秘密シードを再生すると共に、前記運用開始の期日と時刻の情報をＭＡＣ演算した結果と、前記認証用演算値情報を比較して正規の運用開始の期日と時刻であることを判定することを特徴とするネットワークシステムにおける端末機器の秘密シード更新方法。
9. 請求項８に記載の秘密シード更新方法において、
   前記ネットワークシステム内の最上位階層に位置するサーバは更に、当該サーバが前記端末機器に配布した新秘密シードと、当該サーバが全サーバに直接あるいは間接的に配布した新しい暗号鍵とを、前記運用開始の期日と時刻の情報に従い、当該運用開始の期日と時刻に至ったならば当該ネットワークシステム全運用に対して前記端末機器において再生された前記新秘密シード及びそれに基づいて算出される暗号鍵に切り替えて運用を開始する事前の許可を与えることを特徴とするネットワークシステムにおける端末機器の秘密シード更新方法。

Images