JP2020068437A - アクセス管理装置、及びプログラム - Google Patents

Abstract

【課題】互いに包含関係を有する複数のアクセス権を管理するアクセス制御において管理すべき鍵の個数を、アクセス権の数及び包含関係の数に対して少なくできること。【解決手段】アクセス管理装置は、各ノードにアクセス権が対応づけられることによりアクセス権同士の包含関係を示す有向非巡回グラフの各ノードに、公開識別情報と、秘密識別情報と、秘密認証情報とをそれぞれ対応づけるアクセス権管理部と、アクセス対象ノードに秘密認証情報を、当該秘密認証情報が第３者から秘匿される方法により、ユーザに付与するアクセス権付与部と、秘密認証情報と、当該秘密認証情報に対応するノードの有向非巡回グラフ中での上位ノードの公開識別情報とを、一方向性関数に入力して得られる値を示すアクセス権行使情報と、アクセス対象ノードに対応づけられた秘密識別情報とが所定の関係式を満足するか否かを検査するアクセス権検査部と、を備える。【選択図】図３

Description

本発明は、アクセス管理装置、及びプログラムに関する。

権限管理は情報システムのセキュリティを確保するための、重要な課題である。今日の一般的な情報システムの構成や運用においては、付与される権限の種類は様々であり、また組織や運用の性質によって、権限管理の複雑性が増している。また、ＩｏＴ（Ｉｎｔｅｒｎｅｔ ｏｆ Ｔｈｉｎｇｓ）デバイスの普及を背景に、権限が反映される対象の数も非常に大きいものとなりつつある。

例えば、ある建物の中に設置された、複数のセンサーを持つデバイスを考える。権限の保持者としては、デバイスの製造者、建物の管理者、デバイスの設置者、当該建物のフロアへの入居者等が考えられる。例えば、デバイスの製造者は、建物に関わらず、デバイスに内蔵されたファームウェアのアップデートを可能とする権限を保持している、建物の管理者はその建物内に設置されたデバイスの管理権限を保持している、フロアの入居者は特定のセンサーについて読み出し権限を保持しているといった、複雑かつ管理対象の数が多い権限管理が必要とされる。

例えば、特許文献１のデータ管理システムでは、暗号化されたデータの共有後のセキュリティを確保した上で、関係者だけでデータを共有し、データの更新管理が行われる。特許文献１のデータ管理システムでは、共有ファイルおよびディレクトリについて、共有ファイルと共に認証モジュール、展開モジュール、アップロードモジュールが暗号化され第一の領域へ格納され、当該第一の領域の共有ファイル、ディレクトリ等に共有者に対するアクセス権が設定される（特許文献１）。

特開２０１５−１９４８８８号公報

しかしながら、特許文献１に記載されるようなデータ管理システムでは、複雑かつ管理対象の数が多い権限管理が必要とされる状況において、デバイス毎、また付与される権限の種類の数に応じて、アクセス制御のための鍵を割り当てる手法を取れば、必要となる鍵の数が増加し、鍵の管理および配布に困難が生じるという課題がある。

一方、必要となる鍵の数が増加するため、複雑かつ管理対象の数が多い権限管理が必要とされる状況におけるアクセス制御を、鍵の管理によって行うことには困難が伴う。複雑なアクセス制御を行う際には、アクセス権を確認するためのシステムを別途用意され、当該システムにアクセス権を制御させることが行われている。
アクセス権を確認するために別途用意されるシステムにおいては、アクセス権を制御するシステムが、単一障害点となり、当該システムのセキュリティが破られた際には、全ての認証が破たんするという課題が存在している。

本発明では、アクセス権を確認するためのシステムを別途用意することなく、互いに包含関係を有する複数のアクセス権を扱うアクセス制御を扱う。ここで互いに包含関係を有する複数のアクセス権の例として、上位のアクセス権と、下位のアクセス権との２つのアクセス権を考え、上位のアクセス権を行使できるユーザは下位のアクセス権を行使できるとする。つまり、上位のアクセス権は、下位のアクセス権を包含するとする。

当該２つのアクセス権を管理するアクセス制御では、上位のアクセス権を行使できるユーザには、上位のアクセス権を行使するための鍵と、及び下位のアクセス権を行使するための鍵との２つの鍵が付与され、下位のアクセス権を行使できるユーザには下位のアクセス権を行使するための１つの鍵が付与される必要がある。当該アクセス制御では、上位のアクセス権が下位のアクセス権を包含しているという包含関係のため、アクセス権の数に加え、当該包含関係の数の分だけ鍵が必要とされる。

本発明が解決しようとする課題は、互いに包含関係を有する複数のアクセス権を扱うアクセス制御において管理すべき鍵の個数を、アクセス権の数及び包含関係の数に対して少なくすることである。

本発明は上記の点に鑑みてなされたものであり、互いに包含関係を有する複数のアクセス権を管理するアクセス制御において管理すべき鍵の個数を、アクセス権の数及び包含関係の数に対して少なくできるアクセス管理装置、及びプログラムを提供する。

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、本発明の一態様は、各ノードにアクセス権が対応づけられることにより前記アクセス権同士の包含関係を示す有向非巡回グラフの各ノードに、前記アクセス権を行使するユーザに公開される公開識別情報と、前記アクセス権を行使するために必須の情報である秘密識別情報と、前記ユーザに付与される秘密認証情報とをそれぞれ対応づけるアクセス権管理部と、前記ノードのうちの前記ユーザにより行使される前記アクセス権に対応する前記ノードであるアクセス対象ノードに前記アクセス権管理部により対応づけられた前記秘密認証情報を、当該秘密認証情報が第３者から秘匿される方法により、当該ユーザに付与するアクセス権付与部と、前記アクセス権付与部により付与された前記秘密認証情報と、当該秘密認証情報に対応する前記ノードの有向非巡回グラフ中での上位ノードの公開識別情報とを、一方向性関数に入力して得られる値を示すアクセス権行使情報と、前記アクセス対象ノードに対応づけられた前記秘密識別情報とが所定の関係式を満足するか否かを検査するアクセス権検査部と、を備えるアクセス管理装置である。

また、本発明の一態様は、上記のアクセス管理装置において、前記一方向性関数は準同型性を有し、前記アクセス権行使情報は、前記秘密認証情報が前記一方向性関数に入力されて得られる値と、前記上位ノードの前記公開識別情報とに対して、所定の計算手続きが実行されることによって生成される。

また、本発明の一態様は、上記のアクセス管理装置において、前記有向非巡回グラフにより示される前記包含関係に加え、複数の前記アクセス権の論理式により示されるアクセス権である論理式アクセス権に対し、前記論理式アクセス権を表すために用いられる前記複数の前記アクセス権に対応づけられる前記ノードに前記アクセス権管理部により対応づけられる前記秘密識別情報と、前記公開識別情報とに基づいて、前記論理式アクセス権に対する前記秘密識別情報である論理式秘密識別情報を生成する論理式秘密識別情報生成部をさらに備える。

また、本発明の一態様は、上記のアクセス管理装置において、前記アクセス権によるアクセスの対象はデータであり、当該データは前記秘密識別情報を鍵として暗号化されており、前記ユーザに付与された前記秘密認証情報から計算された前記秘密識別情報を鍵として、前記データが復号されることによって前記データへのアクセスが可能となる。

また、本発明の一態様は、上記のアクセス管理装置において、前記アクセス権付与部は、前記ユーザが保持する耐タンパー特性を有するモジュールである耐タンパー特性モジュールに当該秘密認証情報が記録されることにより前記ユーザに前記秘密認証情報を付与し、前記アクセス権行使情報の少なくとも一部は、前記耐タンパー特性モジュール内において算出される。

また、本発明の一態様は、上記のアクセス管理装置において、前記ユーザへの前記アクセス権の前記秘密認証情報と、前記ユーザを識別するユーザ識別情報とを少なくとも入力の一部とする、第２の一方向性関数の値であるチケットを生成するチケット生成部と、をさらに備え、前記アクセス権付与部は、前記秘密認証情報として、前記チケット生成部により生成された前記チケットを前記ユーザに付与し、前記アクセス権検査部は、前記アクセス権付与部により付与された前記チケットを前記一方向性関数に入力して得られる第２のアクセス権行使情報と、前記アクセス対象ノードに対応づけられた前記秘密識別情報とが所定の関係式を満足するか否かを検査する。

また、本発明の一態様は、上記のアクセス管理装置において、前記チケットが生成されるのに用いられた前記ユーザ識別情報を、前記チケット生成部により生成された前記チケットに基づいて前記ユーザが生成する前記第２のアクセス権行使情報から取得する不正ユーザ判定部をさらに備える。

また、本発明の一態様は、コンピュータに、各ノードにアクセス権が対応づけられることにより前記アクセス権同士の包含関係を示す有向非巡回グラフの各ノードに、前記アクセス権を行使するユーザに公開される公開識別情報と、前記アクセス権を行使するために必須の情報である秘密識別情報と、前記ユーザに付与される秘密認証情報とをそれぞれ対応づけるアクセス権管理ステップと、前記ノードのうちの前記ユーザにより行使される前記アクセス権に対応する前記ノードであるアクセス対象ノードに前記アクセス権管理ステップにより対応づけられた前記秘密認証情報を、当該秘密認証情報が第３者から秘匿される方法により、当該ユーザに付与するアクセス権付与ステップと、前記アクセス権付与ステップにより付与された前記秘密認証情報と、当該秘密認証情報に対応する前記ノードの有向非巡回グラフ中での上位ノードの公開識別情報とを、一方向性関数に入力して得られる値を示すアクセス権行使情報と、前記アクセス対象ノードに対応づけられた前記秘密識別情報とが所定の関係式を満足するか否かを検査するアクセス権検査ステップと、を実行させるプログラムである。

本発明によれば、互いに包含関係を有する複数のアクセス権を管理するアクセス制御において管理すべき鍵の個数を、アクセス権の数及び包含関係の数に対して少なくできる。

本発明の第１の実施形態に係るアクセス管理システムの一例を示す図である。 本発明の第１の実施形態に係るアクセス権情報の一例を示す図である。 本発明の第１の実施形態に係るユーザ端末、及びアクセス管理装置の構成の一例を示す図である。 本発明の第１の実施形態に係るアクセス管理装置のアクセス管理処理の一例を示す図である。 本発明の第１の実施形態に係るユーザ端末の公開情報、及び秘密認証情報の取得処理の一例を示す図である。 本発明の第１の実施形態に係るユーザ端末のアクセス実行処理の一例を示す図である。 本発明の第１の実施形態に係るアクセス管理装置のアクセス検証処理の一例を示す図である。 本発明の第２の実施形態に係るユーザ端末、及びアクセス管理装置の構成を示す図である。 本発明の第２の実施形態に係るアクセス管理装置のアクセス管理処理の一例を示す図である。 本発明の第２の実施形態に係るユーザ端末の公開情報、及び秘密認証情報の取得処理の一例を示す図である。 本発明の第２の実施形態に係るユーザ端末のアクセス実行処理の一例を示す図である。 本発明の第２の実施形態に係るアクセス管理装置のアクセス検証処理の一例を示す図である。 本発明の第３の実施形態に係るユーザ端末、及びアクセス管理装置の構成を示す図である。 本発明の第３の実施形態に係るアクセス管理装置のアクセス管理処理の一例を示す図である。 本発明の第３の実施形態に係るユーザ端末のチケット取得処理の一例を示す図である。 本発明の第３の実施形態に係るユーザ端末のアクセス実行処理の一例を示す図である。 本発明の第３の実施形態に係るアクセス管理装置のアクセス検証処理の一例を示す図である。 本発明の第３の実施形態に係るアクセス管理装置の不正ユーザ判定処理の一例を示す図である。

（第１の実施形態）
（アクセス管理システムの構成）
以下、図面を参照しながら本発明の実施形態について詳しく説明する。図１は、本実施形態に係るアクセス管理システムＡＳの一例を示す図である。アクセス管理システムＡＳは、ユーザＵＥのアクセス対象Ｒへのアクセスを管理するためのシステムである。アクセス管理システムＡＳは、ユーザ端末１と、アクセス管理装置２と、アクセス権情報サーバ３と、アクセス対象サーバ４とを備える。

ユーザ端末１は、ユーザＵＥの一例である。ユーザ端末１は、例えば、スマートフォンなどの移動体通信端末や、パーソナルコンピューターである。ユーザ端末１は、セキュリティカードなど、環境からサービスの提供を受ける際に、ユーザが常に身に着けて携行する専用端末であってもよい。

ユーザ端末１は、複数のユーザ端末１−ｉ（ｉ＝１、２、・・・、Ｎ：Ｎはユーザ端末の数）を含む。以下では、複数のユーザ端末１−ｉ全体をユーザ端末１という場合と、複数のユーザ端末１−ｉのうちの１つを代表させてユーザ端末１という場合とがある。
ユーザ端末１は、アクセス管理装置２を介して、アクセス対象サーバ４に記憶されるアクセスの対象であるアクセス対象Ｒにアクセスする。アクセス対象Ｒとは、一例として、データである。本実施形態においてアクセス対象Ｒにアクセスするとは、例えばＵＮＩＸ（登録商標）のアクセス制御に定義されているように、データであるアクセス対象Ｒの読み取り、書き込み、及び実行を含む。本実施形態では、一例として、アクセス対象Ｒは、複数のアクセス対象Ｒ１〜Ｒ９を含む。

アクセス管理装置２は、アクセス権情報サーバ３に記憶されるアクセス権情報ＸＩ、及びアクセス権情報サーバ３に記憶されるユーザ管理情報ＵＬに基づいて、ユーザ端末１のアクセス対象サーバ４に記憶されるアクセス対象Ｒへのアクセスを管理する。
アクセス管理装置２は、例えば、ゲートウェイやゲートキーパーである。

ここでアクセス対象Ｒに含まれるアクセス対象Ｒ１〜Ｒ９へアクセスするには、アクセス対象Ｒ１〜Ｒ９それぞれに対応するアクセス権Ｖ１〜Ｖ９がそれぞれ必要となる。アクセス権情報ＸＩは、アクセス権Ｖ１〜Ｖ９同士の包含関係、及びアクセス権Ｖを行使するために必要となる鍵の情報を示す情報である。以下、アクセス権Ｖ１〜Ｖ９をまとめてアクセス権Ｖという。

ユーザ管理情報ＵＬは、複数のユーザ端末１−ｉそれぞれについて、アクセス対象Ｒ１〜Ｒ９それぞれに対応するアクセス権Ｖ１〜Ｖ９を付与してよいかを示す情報である。ユーザ管理情報ＵＬは、一例として、２次元の表形式のデータである。ユーザ管理情報ＵＬは、複数のユーザ端末１−ｉそれぞれに対する列を有し、列毎にアクセス権Ｖ１〜Ｖ９を付与してよいかを示す。

アクセス権情報サーバ３は、アクセス権情報ＸＩ、及びユーザ管理情報ＵＬを記憶する。
アクセス対象サーバ４は、アクセス対象Ｒを記憶する。ここでアクセス対象Ｒは、暗号化されて記憶される。

ここで図２を参照し、アクセス権情報ＸＩについて説明する。
図２は、本実施形態に係るアクセス権情報ＸＩの一例を示す図である。アクセス権情報ＸＩでは、有向非巡回グラフ（Ｄｉｒｅｃｔｅｄ Ａｃｙｃｌｉｃ Ｇｒａｐｈ：ＤＡＧ）ＯＧによりアクセス権Ｖ同士の包含関係が示されている。本実施形態では、アクセス権Ｖは、一例として、互いに包含関係が定められた９つのアクセス権Ｖ１〜アクセス権Ｖ９を含む。
有向非巡回グラフＯＧは、９つのノードＮ１〜Ｎ９を有する。ノードＮ１〜Ｎ９は、それぞれアクセス権Ｖ１〜アクセス権Ｖ９に対応づけられている。

ノードＮ１〜Ｎ９は、向きをもつ有向辺Ｌ（図２に示す例では、有向辺Ｌ１２、有向辺Ｌ１３、有向辺Ｌ２４、有向辺Ｌ２５、有向辺Ｌ３５、有向辺Ｌ３６、有向辺Ｌ４７、有向辺Ｌ５７、有向辺Ｌ５８、有向辺Ｌ６８、有向辺Ｌ７９、及び有向辺Ｌ８９）により接続される。例えば、ノードＮ１と、ノードＮ２とは、有向辺Ｌ１２によって、ノードＮ１からノードＮ２へ向かう向きに接続される。

ここで一方のノードＮｉから他方のノードＮｊへの有向辺が存在する場合、ノードＮｉに対応するアクセス権Ｖｉは、ノードＮｊに対応するアクセス権Ｖｊを包含する。アクセス権Ｖｉがアクセス権Ｖｊを包含するとは、アクセス権Ｖｉを行使することにより、アクセス権Ｖｊに対応するアクセス対象Ｒｊにアクセスできることできることである。アクセス権Ｖｉがアクセス権Ｖｊを包含する場合、アクセス権Ｖｉは、アクセス権Ｖｊに加えてアクセス権Ｖｊにより包含されるアクセス権Ｖを包含する。

以下、一方のノードと他方のノードが、一方のノードから他方のノードへ向かう向きに有向辺Ｌにより接続される場合、一方のノードを上位ノード、他方のノードを下位ノードと、それぞれいうことがある。
また、アクセス権Ｖｉがアクセス権Ｖｊを包含し、アクセス権Ｖｊがアクセス権Ｖｋを包含する場合、推移律を適用して、アクセス権Ｖｉがアクセス権Ｖｋを包含する、あるいは、アクセス権Ｖｉのノードはアクセス権Ｖｋのノードの上位ノードであるということがある。

各ノードＮには、公開識別情報ＰＫ、秘密識別情報ＳＫ、及び秘密認証情報ＡＩがそれぞれ対応づけられている。例えば、ノードＮ１には、公開識別情報ＰＫ１、秘密識別情報ＳＫ１、及び秘密認証情報ＡＩ１が対応づけられ、ノードＮ２には、公開識別情報ＰＫ２、秘密識別情報ＳＫ２、及び秘密認証情報ＡＩ２が対応づけられる。公開識別情報ＰＫ、秘密識別情報ＳＫ、及び秘密認証情報ＡＩは、上述したアクセス権Ｖを行使するために必要となる情報である。

ノードＮｉの公開識別情報ＰＫｉを数ｘ_ｉとする。数ｒを、アクセス権Ｖの共通秘密鍵とする。アクセス権Ｖｉに対応する秘密認証情報ＡＩｉを式（１）により定める。

ここで数ｐは大きな素数である。数ｒ及び数ｘ_ｉは、式（２）により示される集合に属する数であり、数ｐ−１と互いに素となるようにランダムに選ばれる。

複数のユーザ端末１−ｉ（ｉ＝１、２、・・・、Ｎ：Ｎはユーザ端末の数）のうちのあるユーザ端末１にノードＮｉに対応するアクセス権Ｖｉを付与する際には、当該ユーザ端末１を含め、アクセス管理装置２の管理者以外にアクセスできないように、式（１）により示される秘密認証情報ＡＩｉが授与される。例えば、ユーザ端末１が保有する耐タンパー特性を有するデバイスに暗号経路を用いて秘密認証情報ＡＩｉが送信され、当該デバイス中に記録されるようにすることにより、アクセス管理装置２の管理者以外が当該秘密認証情報ＡＩｉにアクセスできないようにする。特に、アクセス権Ｖｉが付与されるユーザに対しても、秘密認証情報ＡＩｉの値は秘匿される。秘密認証情報ＡＩｉの値が知られると、数ｘ_ｉの法ｐにおける逆数を乗ずることにより、共通秘密鍵ｒが露呈してしまう。
ただし、後述する本発明の第３の実施形態では、秘密認証情報ＡＩｉをアクセス管理装置２の管理者以外がわからないように符号化することによって耐タンパーデバイスが不要となる例を示す。

一方、秘密識別情報ＳＫは以下のように構成する。群Ｇを数ｐを位数にもつ巡回群とし、群Ｇの演算は乗法により記述する。また、元ｇを群Ｇの生成元であるとする。群Ｇに関する離散対数問題は計算量的に解決不能であるとする。したがって、式（３）により示される関数は、数ｘに関して一方向性関数であるとする。

以下、式（３）により示される関数を一方向性関数Ｆ１という。一方向性関数Ｆ１は、群Ｇに値をもつ関数である。一方向性関数Ｆ１は、準同型性を有する。一方向性関数の構成方法としては、例えば、離散対数問題を用いた構成方法、ＲＳＡのような素因数分解を用いた構成方法が知られている。離散対数問題を用いた構成方法では、有限体上の離散対数問題、楕円曲線上の離散対数問題などを用いて、準同型性を有する一方向性関数を構成することができる。本実施形態の一方向性関数Ｆ１は、一例として、離散対数問題を用いた構成方法により、群Ｇを限定せずに構成された一方向性関数である。
なお、一方向性関数Ｆ１は、準同型性を有していれば、ＲＳＡのような素因数分解を用いた構成方法などの他の構成方法により構成される一方向性関数であってもよい。

アクセス権Ｖｉに対応するノードＮｉに対し、有向辺を有向辺が示す包含関係の向きにたどってノードＮｉに経路が存在するノードＮの添字の集合を集合Ａｉとする。ここでノードＮの添字とは、例えば、ノードＮｉの場合、添字ｉである。即ち、集合Ａｉは、ノードＮｉの上位のノードＮｊの添字の集合である。
図２に示す例では、例えば、ノードＮ４に対する集合Ａ４は、ノードＮ２の添字である２と、ノードＮ１の添字である１とからなる集合である。別の例では、ノードＮ８に対する集合Ａ８は、ノードＮ５の添字である５と、ノードＮ２の添字である２と、ノードＮ１の添字である１と、ノードＮ６の添字である６と、ノードＮ３の添字である３とからなる集合である。

ノードＮｉの秘密識別情報ＳＫｉは、式（４）により示される群Ｇの元として定められる。

ノードＮｉに対応するアクセス対象Ｒｉでは、例えば、秘密識別情報ＳＫｉが以下のように利用されてアクセス制御が行なわれる。

アクセス対象Ｒｉへのアクセス制御を行なうアクセス管理装置２が、ユーザ端末１との間において、Ｄｉｆｆｉｅ−Ｈｅｌｌｍａｎ−Ｍｅｒｋｌｅ認証を行い、認証の都度生成する乱数λに対して、ユーザ端末１が式（５）により示される一方向性関数Ｆ１の値を生成し得た場合にのみ、アクセス対象Ｒｉへのアクセスを許可する。ここでユーザ端末１が生成する一方向性関数Ｆ１の値を、アクセス権行使情報ＧＫという。

アクセス制御の方法の一例としては、アクセス管理装置２が式（６）によって示される生成元ｇのλ乗の値をユーザ端末１に送信し、ユーザ端末１から式（５）の値、あるいはその暗号学的ハッシュ値（例えば、ＳＨＡ−１などを用いて生成される値）を受信した場合にアクセス対象Ｒｉへのアクセスを許可する方法が考えられる。
アクセス制御の方法の別の一例としては、アクセス管理装置２がアクセス対象Ｒｉを式（５）の値を鍵として暗号化しておき、式（６）の値をユーザ端末１に送信し、ユーザ端末１が式（５）の値を計算できた場合のみ暗号を復号できる方法などが考えられる。

集合Ａｉに含まれる任意の添字ｊについて、ユーザ端末１がアクセス権Ｖｊを付与されているとする。従って、当該ユーザ端末１は、式（７）により示される秘密認証情報ＡＩｊを入力の一部として、式（３）により示される一方向性関数Ｆ１の計算の実行が可能であるとする。

ユーザ端末１は秘密認証情報ＡＩｊにはアクセスできないものとする。例えば、ユーザ端末１が保有する耐タンパーデバイス中に秘密認証情報ＡＩｊが記録され、当該耐タンパーデバイスはマイクロコンピュータを内蔵し、当該耐タンパーデバイス内の安全な計算領域において式（８）により示される一方向性関数Ｆ１の値を計算し、結果のみを出力するようにする。

ここでアクセス権Ｖｊにより包含されるアクセス権Ｖｉの行使では、まず、式（８）により示される一方向性関数Ｆ１の値が計算される。

次いで、アクセス権Ｖｉの行使は、公開識別情報ＰＫの集合である式（９）により示される公開識別情報ＰＫの集合、及びノードＮｉの公開識別情報ＰＫｉである数ｘｉを用いて、アクセス権Ｖｉに対する秘密識別情報ＳＫｉが式（１０）に従って計算されることにより実行される。

上述したように、上位のアクセス権Ｖｊが付与されたユーザ端末１は、任意の下位のアクセス権Ｖｉを行使することが可能となる。

次に図３を参照し、ユーザ端末１及びアクセス管理装置２の構成の詳細について説明する。
図３は、本実施形態に係るユーザ端末１、及びアクセス管理装置２の構成の一例を示す図である。図１に示した複数のユーザ端末１−ｉ（ｉ＝１、２、・・・、Ｎ：Ｎはユーザ端末の数）の機能は互いに同等であるため、図３では、図１に示した複数のユーザ端末１−ｉ（ｉ＝１、２、・・・、Ｎ：Ｎはユーザ端末の数）のうちの１つを代表させてユーザ端末１として図示している。

ユーザ端末１は、通信部１０と、公開情報取得部１１と、公開情報記憶部１２と、アクセス要求部１３と、耐タンパー特性モジュール１４と、アクセス実行部１５とを備える。

通信部１０は、通信モジュールであり、アクセス管理装置２との間において、各種の情報の送信及び受信を行う。
公開情報取得部１１は、アクセス管理装置２により供給される公開情報ＰＩを取得する。公開情報ＰＩには、公開識別情報ＰＫと、群情報ＧＩが含まれる。群情報ＧＩとは、群Ｇを示す情報であり、群Ｇの生成元、及び、群Ｇの位数である数ｐを含む。なお、群情報ＧＩは、例えば群Ｇが楕円曲線の場合、その定義方程式を含んでもよい。
公開情報記憶部１２は、公開情報取得部１１により取得された公開情報ＰＩを記憶する。

アクセス要求部１３は、アクセス管理装置２にアクセス要求情報ＡＲを供給する。アクセス要求情報ＡＲとは、アクセス対象ノードＡＮを示す情報である。ここでアクセス対象ノードＡＮとは、有向非巡回グラフＯＧのノードＮのうち、ユーザ端末１がアクセスするアクセス対象Ｒｉに対応するノードＮｉである。

耐タンパー特性モジュール１４は、耐タンパー特性を備えたモジュールである。つまり、耐タンパー特性モジュール１４は、自装置の内部に保持されるデータやプログラム、及び、自装置の内部で実行される計算処理が、外部から観察、及び干渉されない性質を有している。
耐タンパー特性モジュール１４は、秘密認証情報取得部１４０と、秘密認証情報記憶部１４１と、アクセス権行使情報生成部１４２とを備える。

秘密認証情報取得部１４０は、アクセス管理装置２から供給される秘密認証情報ＡＩを取得する。
秘密認証情報記憶部１４１は、秘密認証情報取得部１４０により取得された秘密認証情報ＡＩを記憶する。
アクセス権行使情報生成部１４２は、公開情報記憶部１２に記憶される公開情報ＰＩと、秘密認証情報記憶部１４１に記憶される秘密認証情報ＡＩとに基づいて、アクセス権行使情報ＧＫを生成する。アクセス権行使情報ＧＫを生成するため、アクセス権行使情報生成部１４２は、一方向性関数Ｆ１を実行する機能を有する。

アクセス実行部１５は、アクセス管理装置２にアクセス対象Ｒへのアクセスが許可された場合に、アクセス対象Ｒへのアクセスを実行する。

アクセス管理装置２は、通信部２０と、ユーザ管理部２１と、アクセス権管理部２２と、アクセス要求取得部２３と、アクセス権付与部２４と、乱数生成部２５と、アクセス権検査部２６と、アクセス許可部２７とを備える。

通信部２０は、通信モジュールであり、ユーザ端末１との間において、各種の情報の送信及び受信を行う。
ユーザ管理部２１は、アクセス権情報サーバ３に記憶されるユーザ管理情報ＵＬに基づいて、ユーザ端末１にアクセス対象Ｒへのアクセス権Ｖを付与してよいかを判定する。
アクセス権管理部２２は、アクセス権情報サーバ３に記憶されるアクセス権情報ＸＩを管理する。ここでアクセス権管理部２２は、有向非巡回グラフＯＧの各ノードＮに、公開識別情報ＰＫと、秘密識別情報ＳＫと、秘密認証情報ＡＩとをそれぞれ対応づける。

アクセス要求取得部２３は、ユーザ端末１から供給されるアクセス要求情報ＡＲを取得する。
乱数生成部２５は、乱数λを生成し、アクセス権付与部２４に供給する。

アクセス権検査部２６は、ユーザ端末１に秘密認証情報ＡＩを供給する。また、アクセス権付与部２４は、アクセス要求取得部２３により取得されたアクセス要求情報ＡＲに応じて、乱数生成部２５により生成された乱数λに基づいて式（６）によって示される生成元ｇの乱数λ乗の値を算出し、算出した値をユーザ端末１に供給することで、Ｄｉｆｆｉｅ−Ｈｅｌｌｍａｎ−Ｍｅｒｋｌｅ認証を実施する。

結果として、アクセス権検査部２６は、ユーザ端末１から供給されるアクセス権行使情報ＧＫの乱数λ乗の値と、アクセス要求情報ＡＲが示すアクセス対象ノードＡＮに対応づけられた秘密識別情報ＳＫのλ乗の値とが一致するか否かを検査する。即ち、アクセス権検査部２６は、アクセス権行使情報ＧＫと秘密識別情報ＳＫとが一致するか否かを検査する。

ここで群Ｇは離散対数問題を解くことが計算量的に困難であるように構成されているので、ユーザ端末１に供給される生成元ｇの乱数λ乗の値から乱数λを知ることは不可能である。秘密識別情報ＳＫと一致することが期待されるアクセス権行使情報ＧＫは乱数λによりマスクされているため、ユーザ端末１とアクセス管理装置２との通信が傍受されたとしても、傍受された通信内容から秘密識別情報ＳＫが漏れることはない。この認証方式はＤｉｆｆｉｅ−Ｈｅｌｌｍａｎ−Ｍｅｒｋｌｅ認証方式として知られている。
アクセス許可部２７は、アクセス権検査部２６の判定結果に応じて、ユーザ端末１のアクセス対象Ｒへのアクセスを許可、または禁止する。

（アクセス管理システムにおける処理）
図４を参照し、ユーザ端末１によるアクセスが行われる前のアクセス管理装置２の処理であるアクセス管理処理について説明する。
図４は、本実施形態に係るアクセス管理装置２のアクセス管理処理の一例を示す図である。図４に示す処理は、アクセス管理システムＡＳの運用が開始された場合に開始される。

ステップＳ１００：アクセス権管理部２２は、通信部２０を介して、アクセス権情報サーバ３に記憶されるアクセス権情報ＸＩに含まれる有向非巡回グラフＯＧの各ノードＮに、公開識別情報ＰＫと、秘密識別情報ＳＫと、秘密認証情報ＡＩとを対応づける。

例えば、ここでアクセス権管理部２２は、アクセス対象Ｒに対応するノードＮに秘密識別情報ＳＫを対応づけることにより、アクセス対象Ｒを、秘密識別情報ＳＫを鍵として暗号化することができる。ノードＮに対応づけられるアクセス対象Ｒが、全て同じ鍵によって暗号化されることを避けるためには、アクセス対象Ｒ毎に乱数λを生成し、秘密識別情報ＳＫの乱数λ乗の値を暗号化の鍵とし、式（６）によって示される生成元ｇの式（５）によって示される乱数λ乗の値を暗号化されたアクセス対象Ｒに添付することで、Ｄｉｆｆｉｅ−Ｈｅｌｌｍａｎ−Ｍｅｒｋｌｅ認証と暗号によるデータの秘匿とを結合させる。この暗号方式はＥｌＧａｍａｌ暗号方式として知られている。

有向非巡回グラフＯＧは、上述したように、各ノードにアクセス権Ｖが対応づけられることによりアクセス権Ｖ同士の包含関係を示す。公開識別情報ＰＫとは、アクセス権Ｖを行使するユーザＵＥに公開される情報である。秘密識別情報ＳＫとは、アクセス権Ｖを行使するために必須の情報である。秘密認証情報ＡＩとは、ユーザＵＥに付与される情報である。

したがって、アクセス権管理部２２は、各ノードにアクセス権Ｖが対応づけられることによりアクセス権Ｖ同士の包含関係を示す有向非巡回グラフＯＧの各ノードＮに、アクセス権Ｖを行使するユーザＵＥに公開される公開識別情報ＰＫと、アクセス権Ｖを行使するために必須の情報である秘密識別情報ＳＫと、ユーザＵＥに付与される秘密認証情報ＡＩとをそれぞれ対応づける。

また、アクセス権Ｖによるアクセスの対象（この一例において、アクセス対象Ｒ）はデータであり、当該データは秘密識別情報ＳＫ、又は、秘密識別情報ＳＫの乱数λ乗の値を鍵として暗号化されている。ここでユーザＵＥに付与された秘密認証情報ＡＩから計算された秘密識別情報ＳＫの乱数λ乗を鍵として、当該データが復号されることによって当該データへのアクセスが可能となる。

ここで、式（１０）に示す方法により、ある上位ノードであるノードＮｊに対応づけられるアクセス権Ｖｊに包含されるアクセス権Ｖｉに対応づけられた下位ノードであるノードＮｉに対応づけられる秘密識別情報ＳＫｉは、生成元ｇの乱数λ乗の元とノードＮｊに対応づけられる秘密認証情報ＡＩｊとを一方向性関数Ｆ１に入力して得られる値と、公開識別情報ＰＫのうちの集合Ａｉにより示されるノードＮに対応づけられる公開識別情報ＰＫ及び公開識別情報ＰＫｉとから、一方向性関数Ｆ１を介して計算される。

つまり、ノードＮのうちあるノードである上位ノードにアクセス権管理部２２により対応づけられるアクセス権Ｖに包含されるアクセス権Ｖに対応づけられたノードＮである下位ノードに、アクセス権管理部２２により対応づけられる秘密識別情報ＳＫは、当該ある上位ノードにアクセス権管理部２２により対応づけられる秘密認証情報ＡＩと、公開識別情報ＰＫのうちの所定の公開識別情報ＰＫと、生成元ｇの乱数λ乗の元とから一方向性関数Ｆ１を利用して得られる。

ステップＳ１１０：アクセス権管理部２２は、複数のユーザ端末１−ｉ（ｉ＝１、２、・・・、Ｎ：Ｎはユーザ端末の数）それぞれに、公開識別情報ＰＫを、通信部２０を介して供給する。

ステップＳ１２０：ユーザ管理部２１は、アクセス権情報サーバ３に記憶されるユーザ管理情報ＵＬに基づいて、アクセス権Ｖを付与するユーザ端末１を判定する。ユーザ管理部２１は、判定結果をアクセス権付与部２４に供給する。

ステップＳ１３０：アクセス権付与部２４は、アクセス権Ｖをユーザ端末１に付与する。ここでアクセス権付与部２４は、秘密認証情報ＡＩを、通信部２０を介してユーザ端末１に供給することにより、アクセス権Ｖをユーザ端末１に付与する。アクセス権付与部２４がユーザ端末１に付与する秘密認証情報ＡＩとは、アクセス要求取得部２３により取得されたアクセス要求情報ＡＲが示すアクセス対象ノードＡＮに対応づけられた秘密認証情報ＡＩである。

次に図５を参照し、アクセスを行う前のユーザ端末１の処理について説明する。
図５は、本実施形態に係るユーザ端末１の公開情報、及び秘密認証情報の取得処理の一例を示す図である。
ステップＳ２００：公開情報取得部１１は、アクセス管理装置２から供給される公開識別情報ＰＫを、通信部１０を介して取得する。公開情報取得部１１は、取得した公開識別情報ＰＫを公開情報記憶部１２に記憶させる。

ステップＳ２１０：秘密認証情報取得部１４０は、アクセス管理装置２から供給される秘密認証情報ＡＩを、通信部１０を介して取得する。秘密認証情報取得部１４０は、取得した秘密認証情報ＡＩを秘密認証情報記憶部１４１に記憶させる。

ここで秘密認証情報取得部１４０、及び秘密認証情報記憶部１４１は、耐タンパー特性モジュール１４に備えられるため、秘密認証情報記憶部１４１に記憶される秘密認証情報ＡＩは、耐タンパー特性モジュール１４の外部に備えられるユーザ端末１の他の機能部からは参照されない。

次に図６を参照し、ユーザ端末１がアクセス対象Ｒへのアクセスを行う場合の処理について説明する。
図６は、本実施形態に係るユーザ端末１のアクセス実行処理の一例を示す図である。
ステップＳ３００：アクセス要求部１３は、アクセス管理装置２にアクセス対象Ｒへのアクセスを要求する。ここでアクセス要求部１３は、アクセス要求情報ＡＲを、通信部１０を介してアクセス管理装置２に供給することにより、アクセスを要求する。

ステップＳ３１０：秘密認証情報取得部１４０は、アクセス管理装置２から供給される式（６）によって示される群Ｇの生成元ｇの乱数λ乗を取得し、アクセス権行使情報生成部１４２に供給する。

ステップＳ３２０：アクセス権行使情報生成部１４２は、秘密認証情報記憶部１４１に記憶される秘密認証情報ＡＩと、公開情報記憶部１２に記憶される公開情報ＰＩに含まれる所定の公開識別情報ＰＫと、秘密認証情報取得部１４０から供給される生成元ｇの乱数λ乗の値とから、アクセス権行使情報ＧＫの乱数λ乗の値を生成する。ここでアクセス権行使情報ＧＫは、上述した式（５）により示される。
つまり、アクセス権行使情報ＧＫは、秘密認証情報ＡＩが一方向性関数Ｆ１に入力されて得られる値と、上位ノードの公開識別情報ＰＫとに対して、所定の計算手続きが実行されることによって生成される。

アクセス権行使情報生成部１４２は、耐タンパー特性モジュール１４に備えられる。つまり、アクセス権行使情報ＧＫは、耐タンパー特性モジュール１４内において算出される。アクセス権行使情報ＧＫは、耐タンパー特性モジュール１４内において算出されるため、アクセス権行使情報ＧＫの算出過程は、耐タンパー特性モジュール１４の外部に備えられるユーザ端末１の他の機能部からは参照されない。

なお、本実施形態の一方向性関数Ｆ１は準同型性を満足するため、アクセス権行使情報生成部１４２は、アクセス権行使情報ＧＫのうち秘密認証情報ＡＩを必要とする部分を算出し、アクセス権行使情報ＧＫのうち公開識別情報ＰＫを用いた残りの部分を外部装置に算出させてもよい。
つまり、アクセス権行使情報ＧＫの少なくとも一部は、耐タンパー特性モジュール１４内において算出される。

なお、本実施形態では、秘密認証情報ＡＩと、所定の公開識別情報ＰＫと、生成元ｇの法ｐにおける乱数λ乗の値とから、アクセス権行使情報ＧＫの乱数λ乗の値が生成するため、秘密認証情報ＡＩがアクセス管理装置２の管理者以外の第３者に解読されてしまうことはない。秘密認証情報ＡＩがアクセス管理装置２の管理者以外の第３者に解読されてしまうことがない理由は、ＤＤＨ（Ｄｅｃｉｓｉｏｎａｌ Ｄｉｆｆｉｅ Ｈｅｌｌｍａｎ）仮説による。

ステップＳ３３０：アクセス権行使情報生成部１４２は、生成したアクセス権行使情報ＧＫを、通信部１０を介してアクセス管理装置２に供給する。

ステップＳ３４０：アクセス要求部１３は、アクセス管理装置２によりアクセス対象Ｒへのアクセスが許可されたか否かを判定する。ここでアクセス要求部１３は、アクセス管理装置２から供給されるアクセス許可情報ＡＰを取得した場合、アクセス対象Ｒへのアクセスが許可されたと判定する。アクセス要求部１３は、アクセス管理装置２から供給されるアクセス禁止情報ＡＤを取得した場合、アクセス対象Ｒへのアクセスが許可されなかったと判定する。

アクセス要求部１３がアクセス対象Ｒへのアクセスが許可されたと判定する場合（ステップＳ３４０；ＹＥＳ）、アクセス実行部１５はステップＳ３５０の処理を実行する。一方、アクセス要求部１３は、アクセス対象Ｒへのアクセスが許可されなかったと判定する場合（ステップＳ３４０；ＮＯ）、処理を終了する。

ステップＳ３５０：アクセス実行部１５は、通信部１０を介して、アクセス対象Ｒへのアクセスを実行する。

次に図７を参照し、アクセス管理装置２がユーザ端末１のアクセス対象Ｒへのアクセスを検証する処理について説明する。
図７は、本実施形態に係るアクセス管理装置２のアクセス検証処理の一例を示す図である。

ステップＳ４００：アクセス要求取得部２３は、ユーザ端末１から供給されるアクセス要求情報ＡＲを、通信部２０を介して取得する。アクセス要求取得部２３は、取得したアクセス要求情報ＡＲをアクセス権検査部２６に供給する。

ステップＳ４１０：アクセス権検査部２６は、群Ｇの生成元ｇの乱数λ乗の値を、ユーザ端末１に通信部２０を介して供給する。ここで乱数生成部２５は、ステップＳ４００においてアクセス要求取得部２３がアクセス要求情報ＡＲを取得する度に乱数λを生成する。

ここで、図５のステップＳ２１０において説明したように、ユーザ端末１に付与された秘密認証情報ＡＩは、ユーザ端末１が保持する耐タンパー特性モジュール１４の秘密認証情報記憶部１４１に記憶される。つまり、アクセス権付与部２４は、ユーザＵＥが保持する耐タンパー特性を有するモジュールである耐タンパー特性モジュール１４に秘密認証情報ＡＩを記録することによりユーザＵＥに秘密認証情報ＡＩを付与する。

アクセス権付与部２４は、耐タンパー特性モジュール１４に秘密認証情報ＡＩを記録することによりユーザＵＥであるユーザ端末１に秘密認証情報ＡＩを付与するため、秘密認証情報ＡＩは第３者から秘匿される。ここで第３者とは、アクセス管理システムＡＳの外部のユーザ、アクセス管理装置２にアクセス要求情報ＡＲを供給したユーザ端末１以外のユーザ端末１、及びアクセス管理装置２にアクセス要求情報ＡＲを供給したユーザ端末１を含む。秘密認証情報ＡＩは、アクセス管理装置２から参照される。

つまり、アクセス権付与部２４は、ノードＮのうちのユーザＵＥにより行使されるアクセス権Ｖに対応するノードＮであるアクセス対象ノードＡＮにアクセス権管理部２２により対応づけられた秘密認証情報ＡＩを、秘密認証情報ＡＩが第３者から秘匿される方法により、ユーザＵＥに付与する。

ステップＳ４２０：アクセス権検査部２６は、ユーザ端末１から供給されるアクセス権行使情報ＧＫを、通信部２０を介して取得する。

ステップＳ４３０：アクセス権検査部２６は、ステップＳ４２０において取得したアクセス権行使情報ＧＫと、アクセス要求情報ＡＲが示すアクセス対象ノードＡＮに対応づけられた秘密識別情報ＳＫの乱数λ乗とが一致するか否かを判定する。
即ち、アクセス権行使情報ＧＫと、秘密識別情報ＳＫの乱数λ乗とが一致するとは、アクセス権行使情報ＧＫと、上述した式（５）により示される乱数λを含む値とが一致することである。
なお、アクセス権行使情報ＧＫと秘密識別情報ＳＫの乱数λ乗とが一致することは、アクセス権行使情報ＧＫと秘密識別情報ＳＫとが所定の関係式を満足することの一例である。

アクセス権検査部２６は、アクセス権付与部２４により付与された秘密認証情報ＡＩと、当該秘密認証情報ＡＩに対応するノードＮの公開識別情報ＰＫと、ノードＮの有向非巡回グラフＯＧ中での上位ノードの公開識別情報ＰＫと、一方向性関数Ｆ１とを用いて得られるアクセス権行使情報ＧＫと、アクセス対象ノードＡＮに対応づけられた秘密識別情報ＳＫとが所定の関係式を満足するか否かを検査する。

アクセス権検査部２６は、アクセス権行使情報ＧＫと秘密識別情報ＳＫとが上述した所定の関係式を満足すると判定する場合（ステップＳ４３０；ＹＥＳ）、アクセス許可部２７にアクセス権が確認されたことを示す判定結果を供給する。その後、アクセス許可部２７は、ステップＳ４４０の処理を実行する。
一方、アクセス権検査部２６は、アクセス権行使情報ＧＫと秘密識別情報ＳＫとが上述した所定の関係式を満足しないと判定する場合（ステップＳ４３０；ＮＯ）、アクセス許可部２７にアクセス権が確認されないことを示す判定結果を供給する。その後、アクセス許可部２７は、ステップＳ４５０の処理を実行する。

ステップＳ４４０：アクセス許可部２７は、ユーザ端末１のアクセス対象Ｒへのアクセスを許可する。アクセス許可部２７は、アクセス許可情報ＡＰを、ユーザ端末１に通信部２０を介して供給する。

ステップＳ４５０：アクセス許可部２７は、ユーザ端末１のアクセス対象Ｒへのアクセスを禁止する。アクセス許可部２７は、アクセス禁止情報ＡＤを、ユーザ端末１に通信部２０を介して供給する。

なお、本実施形態では、アクセス権行使情報ＧＫが乱数λを用いて生成されて、アクセス権検査部２６がアクセス権行使情報ＧＫと、式（５）により示される乱数λを含む値とが一致するか否か、即ち、アクセス権行使情報ＧＫが秘密識別情報ＳＫの乱数λ乗と一致するという関係式の成立を判定する場合について説明したが、これに限らない。
アクセス権行使情報ＧＫの生成には乱数λが用いられることなく、アクセス権行使情報ＧＫは、式（４）により示される値として生成されてもよい。アクセス権行使情報ＧＫが式（４）により示される値として生成される場合、ステップＳ４４０においてアクセス権検査部２６は、アクセス権行使情報ＧＫと、式（４）により示される秘密識別情報ＳＫとが一致するか否かを判定する。

なお、アクセス権行使情報ＧＫの生成には乱数λが用いられることなく、アクセス権行使情報ＧＫが、式（４）により示される値として生成される場合、アクセス管理装置２は、乱数生成部２５を備えていなくてもよい。また当該場合、図６のステップＳ３１０、及び図７のステップＳ４１０の処理は省略される。

なお、本実施形態では、秘密認証情報ＡＩは、図４のステップＳ１３０においてアクセス管理装置２からユーザ端末１に付与される場合について説明したが、これに限らない。図７のステップＳ４００においてユーザ端末１から供給されるアクセス要求情報ＡＲを取得した後に、秘密認証情報ＡＩはアクセス管理装置２からユーザ端末１に付与されてもよい。例えば、図７のステップＳ４１０において、群Ｇの生成元ｇの乱数λ乗の値とともに、秘密認証情報ＡＩはアクセス管理装置２からユーザ端末１に付与されてもよい。

以上に説明したように、本実施形態に係るアクセス管理装置２は、アクセス権管理部２２と、アクセス権付与部２４と、アクセス権検査部２６とを備える。
アクセス権管理部２２は、各ノードにアクセス権Ｖが対応づけられることによりアクセス権Ｖ同士の包含関係を示す有向非巡回グラフＯＧの各ノードＮに、アクセス権Ｖを行使するユーザＵＥに公開される公開識別情報ＰＫと、アクセス権Ｖを行使するために必須の情報である秘密識別情報ＳＫと、ユーザＵＥに付与される秘密認証情報ＡＩとをそれぞれ対応づける。
アクセス権付与部２４は、ノードＮのうちのユーザＵＥにより行使されるアクセス権Ｖに対応するノードＮであるアクセス対象ノードＡＮにアクセス権管理部２２により対応づけられた秘密認証情報ＡＩを、秘密認証情報ＡＩが第３者から秘匿される方法により、ユーザＵＥに付与する。
アクセス権検査部２６は、アクセス権付与部２４により付与された秘密認証情報ＡＩと、当該秘密認証情報ＡＩに対応するノードＮの有向非巡回グラフＯＧ中での上位ノードの公開識別情報ＰＫとを、一方向性関数Ｆ１に入力されて得られる値を示すアクセス権行使情報ＧＫと、アクセス対象ノードＡＮに対応づけられた秘密識別情報ＳＫとが所定の関係式を満足するか否かを検査する。

この構成により、本実施形態に係るアクセス管理装置２では、下位ノードに対応づけられる秘密識別情報ＳＫは、上位のノードに対応づけられる秘密認証情報ＡＩと、公開識別情報ＰＫのうちの所定の公開識別情報ＰＫとが一方向性関数Ｆ１に入力されて得られるため、互いに包含関係を有する複数のアクセス権を管理するアクセス制御において管理すべき鍵の個数を、アクセス権の数及び包含関係の数に対して少なくできる。
本実施形態に係るアクセス管理装置２では、管理すべき鍵の個数を少なく保ちつつ、複雑かつ大量の対象に対するアクセス制御を実現できる。

また、本実施形態に係るアクセス管理装置２では、一方向性関数Ｆ１は、準同型性を有し、アクセス権行使情報ＧＫは、秘密認証情報ＡＩが一方向性関数Ｆ１に入力されて得られる値と、ノードＮの有向非巡回グラフＯＧ中での上位ノードの公開識別情報ＰＫとに対して、所定の計算手続きが実行されることによって生成される。
この構成により、安全のため耐タンパー特性モジュール１４内で計算される一方向性関数Ｆ１の入力は秘密認証情報ＡＩのみとし、耐タンパー特性モジュール１４の外部において、一方向性関数Ｆ１の出力と、上位ノードの公開識別情報ＰＫとに対して、所定の計算手続きを実行することにより、必要なアクセス権行使情報ＧＫを生成することが可能となり、耐タンパー特性モジュール１４へのデータの入出力と、計算能力が限定される耐タンパー特性モジュール内１４での計算量を軽減することが可能となる。

また、本実施形態に係るアクセス管理装置２では、アクセス権Ｖによるアクセスの対象（この一例において、アクセス対象Ｒ）はデータであり、当該データは秘密識別情報ＳＫを鍵として暗号化されており、ユーザＵＥに付与された秘密認証情報ＡＩから計算された秘密識別情報ＳＫを鍵として、当該データが復号されることによって当該データへのアクセスが可能となる。
この構成により、本実施形態に係るアクセス管理装置２では、データを暗号化するための鍵である秘密識別情報ＳＫのうち下位ノードに対応づけられる秘密識別情報ＳＫは、上位のノードに対応づけられる秘密認証情報ＡＩと、公開識別情報ＰＫのうちの所定の公開識別情報ＰＫとが一方向性関数Ｆ１に入力されて得られるため、データへのアクセス権を管理する場合において管理すべき鍵の個数を、アクセス権の数及び包含関係の数に対して少なくできる。

また、本実施形態に係るアクセス管理装置２では、アクセス権付与部２４は、ユーザＵＥが保持する耐タンパー特性を有するモジュールである耐タンパー特性モジュール１４に秘密認証情報ＡＩが記録されることによりユーザＵＥに秘密認証情報ＡＩを付与する。また、アクセス権行使情報ＧＫの少なくとも一部は、耐タンパー特性モジュール１４内において算出される。
この構成により、本実施形態に係るアクセス管理装置２では、第３者から秘匿される方法により秘密認証情報ＡＩをユーザに付与でき、かつ第３者から秘匿される方法によりアクセス権行使情報ＧＫを算出できるため、耐タンパー特性モジュール１４を用いない場合に比べてより安全にアクセス権を管理できる。
本実施形態に係るアクセス管理装置２では、一方向性関数Ｆ１が準同型性を満足する場合、アクセス権行使情報ＧＫのうち秘密認証情報ＡＩを必要とする部分を耐タンパー特性モジュール１４内において算出し、アクセス権行使情報ＧＫのうち公開識別情報ＰＫを用いた残りの部分を外部装置に算出させることにより、計算効率を向上させることができる。

（第２の実施形態）
以下、図面を参照しながら本発明の第２の実施形態について詳しく説明する。
互いに包含関係を有する複数のアクセス権を扱うアクセス制御において、既存のアクセス権の論理関係（論理式）を用いて新たなアクセス権が定義されることも普通である。例えば、関係データベース（Ｒｅｌａｔｉｏｎａｌ Ｄａｔａｂａｓｅ）の第１の表と第２の表とにそれぞれ独立のアクセス権が設定されている場合、第１の表と第２の表との統合（Ｊｏｉｎ）にアクセスするためには、第１の表と第２の表との両方のアクセス権を有していることが必要である。つまり、第１の表と第２の表との両方のアクセス権の論理積によって表現されるアクセス権が必要である。

逆に第１の表と第２の表とに共通に含まれる列への射影（Ｐｒｏｊｅｃｔｉｏｎ）にアクセスするためには、第１の表と第２の表とのうちいずれか一方のアクセス権を有していれば十分である。当該アクセス権は、第１の表と第２の表との両方のアクセス権の論理和によって表現される。

上記第１の実施形態では、アクセス管理装置が、有向非巡回グラフにより包含関係が示されるアクセス権を扱う場合について説明をした。本実施形態では、アクセス管理装置が、既に定義された２つ以上のアクセス権群に対して、当該アクセス権群の間の任意の論理式により表現されるアクセス権を新たに設定する場合について説明をする。

例えば、簡単のために、ルート権限の公開識別情報は１、秘密識別情報は式（１１）により示される値、秘密認証情報は数ｒであるとする。

以下では説明の簡単のためにルート権限の直下のアクセス権Ｖ１及びアクセス権Ｖ２を考えるが、この仮定は必須ではない。アクセス権Ｖｉの公開識別情報は式（１２）により示される値、秘密識別情報ＳＫｉは式（１３）により示される値、秘密認証情報は式（１４）により示される値である。
なお、アクセス権Ｖｉがルート権限の直下でない場合は、上述の第１の実施形態の場合と同様に、例えば式（４）によって秘密識別情報を定めればよい。実際、式（１３）は、Ａｉ＝｛１｝、ｘｉ＝１とした場合の式（４）の値に他ならない。

ここで２つ以上のアクセス権の論理式により表されるアクセス権を論理式アクセス権ＬＶという。また、論理式アクセス権ＬＶに対応づけられる秘密認証情報を、論理式秘密識別情報ＬＳＫという。論理式アクセス権ＬＶに対応づけられる秘密認証情報を、論理式秘密認証情報ＬＡＩという。論理式アクセス権ＬＶに対応づけられる公開識別情報を、論理式公開識別情報ＬＰＫという。

アクセス権Ｖ１及びアクセス権Ｖ２の論理積（ＡＮＤ）により記述される論理式アクセス権ＬＶを論理式アクセス権Ｖ_１∧２とする。論理式アクセス権Ｖ_１∧２の論理式公開識別情報ＬＰＫを式（１５）により示される値とする。特に、論理式アクセス権Ｖ_１∧２を明示的にユーザに付与せず、アクセス権Ｖ１とアクセス権Ｖ２との両方を付与されたユーザにのみアクセスを許可する場合、論理式公開識別情報ＬＰＫの値は１としてよい。

論理式アクセス権Ｖ_１∧２の論理式秘密識別情報ＬＳＫを式（１６）により示される値、論理式アクセス権Ｖ_１∧２の論理式秘密認証情報ＬＡＩを式（１７）により示される値とする。

ここで秘密認証情報ＡＩ１と、秘密認証情報ＡＩ２との両方が付与されたユーザは、論理式アクセス権Ｖ_１∧２の論理式秘密識別情報ＬＳＫを、式（１８）の演算により計算できる。

式（１８）の演算により、論理式アクセス権Ｖ_１∧２を行使することができるユーザには２種類のユーザがいることがわかる。１番目のユーザは、アクセス権Ｖ１及びアクセス権Ｖ２をそれぞれ付与され、したがって、式（１９）により示される値、及び式（２０）により示される値の両方を計算できるユーザである。

２番目のユーザは、論理式アクセス権Ｖ_１∧２を付与され、したがって、式（２１）により示される値を計算できるユーザである。

当該１番目のユーザ、あるいは、当該２番目のユーザのみが、当該論理式アクセス権Ｖ_１∧２を行使することができる。当該１番目のユーザは、アクセス権Ｖ１に包含される任意のアクセス権、及び、アクセス権Ｖ２に包含される任意のアクセス権を同時に有する。一方、当該２番目は、論理式アクセス権Ｖ_１∧２のみを有する。

ここでアクセス権Ｖ１及びアクセス権Ｖ２の論理和（ＯＲ）により記述されるアクセス権を、論理式アクセス権Ｖ_１∨２とする。論理式アクセス権Ｖ_１∨２の論理式秘密識別情報ＬＳＫを式（２２）により示される値、及び論理式アクセス権Ｖ_１∨２の論理式秘密認証情報ＬＡＩを式（２３）により示される値により定めれば、上述した論理積の場合と同様に論理式アクセス権Ｖ_１∨２を構成することができる。

上記の構成を再帰的に組み合わせれば、既存のアクセス権を引数とする任意の論理式により記述されるアクセス権を、公開識別情報、秘密識別情報、及び、秘密認証情報により構成することが可能となる。

（アクセス管理システムの構成）
本実施形態に係るアクセス管理システムをアクセス管理システムＡＳａという。また、本実施形態に係るユーザ端末をユーザ端末１ａといい、アクセス管理装置をアクセス管理装置２ａといい、アクセス権情報サーバをアクセス権情報サーバ３ａという。

図８は、本実施形態に係るユーザ端末１ａ、及びアクセス管理装置２ａの構成を示す図である。
本実施形態に係るユーザ端末１ａ（図８）と第１の実施形態に係るユーザ端末１（図３）とを比較すると、公開情報取得部１１ａ、公開情報記憶部１２ａ、アクセス要求部１３ａ、及び耐タンパー特性モジュール１４ａ、が異なる。ここで、他の構成要素（通信部１０、及びアクセス実行部１５）が持つ機能は第１の実施形態と同じである。
また、本実施形態に係るアクセス管理装置２ａ（図８）と第１の実施形態に係るアクセス管理装置２（図３）とを比較すると、ユーザ管理部２１ａ、アクセス権管理部２２ａ、アクセス要求取得部２３ａ、アクセス権付与部２４ａ、アクセス権検査部２６ａ、アクセス許可部２７ａ、及び論理式秘密識別情報生成部２８ａが異なる。ここで、他の構成要素（通信部２０、及び乱数生成部２５）が持つ機能は第１の実施形態と同じである。
また、本実施形態に係るアクセス権情報サーバ３ａ（図８）と、第１の実施形態に係るアクセス権情報サーバ３（図３）とを比較すると、記憶されるアクセス権情報ＸＩａが異なる。ここでユーザ管理情報ＵＬが示す情報は第１の実施形態と同じである。本実施形態に係るアクセス対象サーバ４（図８）の構成は、アクセス対象サーバ４（図３）の構成と同じである。
第１の実施形態と同じ機能の説明は省略し、第２の実施形態では、第１の実施形態と異なる部分を中心に説明する。

ユーザ端末１ａは、通信部１０と、公開情報取得部１１ａと、公開情報記憶部１２ａと、アクセス要求部１３ａと、耐タンパー特性モジュール１４ａと、アクセス実行部１５とを備える。

公開情報取得部１１ａは、アクセス管理装置２により供給される公開情報ＰＩａを取得する。公開情報ＰＩａには、公開識別情報ＰＫと、群情報ＧＩと、論理式公開識別情報ＬＰＫとが含まれる。
公開情報記憶部１２ａは、公開情報取得部１１ａにより取得された公開情報ＰＩａを記憶する。

アクセス要求部１３ａは、アクセス管理装置２ａに論理式アクセス要求情報ＬＡＲを供給する。ここで論理式アクセス要求情報ＬＡＲは、論理式により示される１以上のアクセス対象Ｒを示す情報である。論理式アクセス要求情報ＬＡＲは、例えば、アクセス対象Ｒ１及びアクセス対象Ｒ２の結合を示す。また、別の一例では、論理式アクセス要求情報ＬＡＲは、アクセス対象Ｒ１及びアクセス対象Ｒ２の共通部分を示す。

耐タンパー特性モジュール１４ａは、秘密認証情報取得部１４０ａと、秘密認証情報記憶部１４１ａと、アクセス権行使情報生成部１４２ａとを備える。
秘密認証情報取得部１４０ａは、アクセス管理装置２ａから供給される秘密認証情報ＡＩ、及び論理式秘密認証情報ＬＡＩを取得する。
秘密認証情報記憶部１４１ａは、秘密認証情報取得部１４０ａにより取得された秘密認証情報ＡＩ、及び論理式秘密認証情報ＬＡＩを記憶する。

アクセス権行使情報生成部１４２ａは、公開情報記憶部１２に記憶される公開情報ＰＩａと、秘密認証情報記憶部１４１に記憶される秘密認証情報ＡＩと、秘密認証情報記憶部１４１に記憶される論理式秘密認証情報ＬＡＩとに基づいて、論理式アクセス権行使情報ＬＧＫを生成する。ここでユーザ端末１ａが、例えば、上述した式（１８）にしたがって生成する一方向性関数Ｆ１の値を、論理式アクセス権行使情報ＬＧＫという。

アクセス管理装置２ａは、通信部２０と、ユーザ管理部２１ａと、アクセス権管理部２２ａと、アクセス要求取得部２３ａと、アクセス権付与部２４ａと、乱数生成部２５と、アクセス権検査部２６ａと、アクセス許可部２７ａと、論理式秘密識別情報生成部２８ａとを備える。

ユーザ管理部２１ａは、アクセス権情報サーバ３ａに記憶されるユーザ管理情報ＵＬに基づいて、ユーザ端末１ａに論理式アクセス権ＬＶを付与してよいかを判定する。
アクセス権管理部２２ａは、有向非巡回グラフＯＧの各ノードＮに、公開識別情報ＰＫと、秘密識別情報ＳＫと、秘密認証情報ＡＩとをそれぞれ対応づける。さらにアクセス権管理部２２ａは、論理式アクセス権Ｖ_１∧２に対して論理式公開識別情報ＬＰＫと、論理式秘密識別情報ＬＳＫと、論理式秘密認証情報ＬＡＩを対応づける。

アクセス要求取得部２３ａは、ユーザ端末１ａから供給される論理式アクセス要求情報ＬＡＲを取得する。
アクセス権付与部２４ａは、明示的に論理式アクセス権ＬＶを付与する場合には、ユーザ端末１に論理式秘密認証情報ＬＡＩを供給する。
論理式秘密識別情報生成部２８ａは、論理式秘密識別情報ＬＳＫを生成する。

アクセス権検査部２６ａは、アクセス要求取得部２３により取得された論理式アクセス要求情報ＬＡＲに応じて、乱数生成部２５により生成された乱数λから、式（６）によって群Ｇの生成元ｇの乱数λ乗をユーザ端末１ａに供給し、ユーザ端末１ａから供給される論理式アクセス権行使情報ＬＧＫと、論理式アクセス要求情報ＬＡＲが示す論理式により表されるアクセス対象Ｒに対応づけられた論理式秘密識別情報ＬＳＫの乱数λ乗とが一致するか否かを検査する。
アクセス許可部２７ａは、アクセス権検査部２６ａの判定結果に応じて、ユーザ端末１の論理式により表されるアクセス対象Ｒへのアクセスを許可、または禁止する。

アクセス権情報サーバ３ａは、アクセス権情報ＸＩａ、及びユーザ管理情報ＵＬを記憶する。ここでアクセス権情報ＸＩａは、アクセス権Ｖ１〜Ｖ９同士の包含関係、及びアクセス権Ｖを行使するために必要となる鍵、及び論理式アクセス権ＬＶを行使するために必要となる鍵の情報を示す情報である。

（アクセス管理システムにおける処理）
図９は、本実施形態に係るアクセス管理装置２ａのアクセス管理処理の一例を示す図である。図９に示す処理は、アクセス管理システムＡＳａの運用が開始された場合に開始される。

ステップＳ５００：アクセス権管理部２２ａは、通信部２０を介して、アクセス権情報サーバ３ａに記憶されるアクセス権情報ＸＩａに含まれる有向非巡回グラフＯＧの各ノードＮに、公開識別情報ＰＫと、秘密識別情報ＳＫと、秘密認証情報ＡＩとを対応づける。さらにアクセス権管理部２２ａは、通信部２０を介して、アクセス権情報サーバ３ａに記憶されるアクセス権情報ＸＩａに含まれる論理式アクセス権ＬＶに、論理式公開識別情報ＬＰＫと、論理式秘密識別情報ＬＳＫと、論理式秘密認証情報ＬＡＩとを対応づける。

ステップＳ５１０：論理式秘密識別情報生成部２８ａは、論理式秘密識別情報ＬＳＫを生成する。
ここで論理式秘密識別情報ＬＳＫは、有向非巡回グラフＯＧにより示されるアクセス権Ｖ同士の包含関係に加え、複数のアクセス権Ｖの論理式により表されるアクセス権である論理式アクセス権ＬＸに対し、論理式アクセス権ＬＸを表すために用いられる複数のアクセス権Ｖに対応づけられるノードＮにアクセス権管理部２２ａにより対応づけられる秘密識別情報ＳＫと、公開識別情報ＰＫとに基づいて、論理式アクセス権ＬＸに対する秘密識別情報ＳＫである論理式秘密識別情報ＬＳＫを生成する。

ステップＳ５２０：アクセス権管理部２２ａは、複数のユーザ端末１−ｉ（ｉ＝１、２、・・・、Ｍ：Ｍはユーザ端末の数）それぞれに、公開識別情報ＰＫを、通信部２０を介して供給する。さらにアクセス権管理部２２ａは、複数のユーザ端末１−ｉ（ｉ＝１、２、・・・、Ｍ：Ｍはユーザ端末の数）それぞれに、論理式公開識別情報ＬＰＫを、通信部２０を介して供給する。

ステップＳ５３０：ユーザ管理部２１ａは、アクセス権情報サーバ３ａに記憶されるユーザ管理情報ＵＬに基づいて、ユーザ端末１ａにアクセス権Ｖ、及び論理式アクセス権ＬＶをそれぞれ付与してよいか否かを判定する。ユーザ管理部２１ａは、判定結果をアクセス権付与部２４に供給する。

例えば、ユーザ管理部２１ａは、論理式アクセス権Ｖ_１∧２を付与してよいか否かを判定する場合、ユーザ管理情報ＵＬに基づいて、ユーザ端末１ａに、アクセス対象Ｒ１及びアクセス対象Ｒ２の結合へのアクセスを許可してよいか否かを判定する。

また、例えば、ユーザ管理部２１ａは、論理式アクセス権Ｖ_１∨２を付与してよいか否かを判定する場合、ユーザ管理情報ＵＬに基づいて、ユーザ端末１ａに、アクセス対象Ｒ１及びアクセス対象Ｒ２の共通部分へのアクセスを許可してよいか否かを判定する。

ステップＳ５４０：アクセス権付与部２４ａは、アクセス権Ｖ、及び論理式アクセス権ＬＶをユーザ端末１ａに付与する。ここでアクセス権付与部２４ａは、秘密認証情報ＡＩ、及び論理式秘密認証情報ＬＡＩを、通信部２０を介してユーザ端末１ａに供給することにより、アクセス権Ｖをユーザ端末１ａに付与する。

次に図１０を参照し、アクセスを行う前のユーザ端末１の処理について説明する。
図１０は、本実施形態に係るユーザ端末１の公開情報、及び秘密認証情報の取得処理の一例を示す図である。
ステップＳ６００：公開情報取得部１１は、アクセス管理装置２から供給される公開識別情報ＰＫ、及び論理式公開識別情報ＬＰＫを、通信部１０を介して取得する。公開情報取得部１１は、取得した公開識別情報ＰＫ、及び論理式公開識別情報ＬＰＫを公開情報記憶部１２に記憶させる。

ステップＳ６１０：論理式を満足させるアクセス権が付与されていない場合、例えば、論理式アクセス権Ｖ_１∧２に対してアクセス権Ｖ１またはアクセス権Ｖ２のいずれかが付与されていない場合、秘密認証情報取得部１４０ａは、アクセス管理装置２ａから供給される論理式秘密認証情報ＬＡＩを、通信部１０を介して取得する。秘密認証情報取得部１４０ａは、取得した論理式秘密認証情報ＬＡＩを秘密認証情報記憶部１４１ａに記憶させる。

次に図１１を参照し、ユーザ端末１ａが論理式により示されるアクセス対象Ｒへのアクセスを行う場合の処理について説明する。
図１１は、本実施形態に係るユーザ端末１ａのアクセス実行処理の一例を示す図である。なお、ステップＳ７１０、ステップＳ７４０、及びステップＳ７５０の各処理は、図６におけるステップＳ３１０、ステップＳ３４０、及びステップＳ３５０の各処理と同様であるため、説明を省略する。

ステップＳ７００：アクセス要求部１３ａは、アクセス管理装置２ａに論理式により表されるアクセス対象Ｒへのアクセスを要求する。ここでアクセス要求部１３ａは、論理式アクセス要求情報ＬＡＲを、通信部１０を介してアクセス管理装置２ａに供給することにより、アクセスを要求する。

ステップＳ７２０：アクセス権行使情報生成部１４２ａは、公開情報記憶部１２ａに記憶される公開情報ＰＩａと、秘密認証情報記憶部１４１ａに記憶される論理式秘密認証情報ＬＡＩとに基づいて、論理式アクセス権行使情報ＬＧＫを生成する。

ここでアクセス権行使情報生成部１４２ａは、必要であれば、論理式秘密認証情報ＬＡＩを含む付与済みの秘密認証情報と、公開情報ＰＩａに含まれる論理式公開識別情報ＬＰＫ及び所定の公開識別情報ＰＫとを、秘密認証情報取得部１４０ａから供給される群Ｇの生成元ｇの乱数λ乗とを、上述した式（３）により示される一方向性関数Ｆ１に入力することにより論理式アクセス権行使情報ＬＧＫを生成する。ここで、例えば、論理式アクセス権Ｖ_１∧２に対する、乱数λの値が１の場合の論理式アクセス権行使情報ＬＧＫは、上述した式（１８）により示される。

アクセス権行使情報生成部１４２ａは、論理式秘密認証情報ＬＡＩがアクセス管理装置２ａから供給されていない場合であっても、秘密認証情報取得部１４０ａが複数のアクセス対象Ｒ（例えば、アクセス対象Ｒ１、及びアクセス対象Ｒ２）に対応する複数の秘密認証情報ＡＩ（例えば、アクセス対象Ｒ１に対する秘密認証情報ＡＩ１、及びアクセス対象Ｒ２に対する秘密認証情報ＡＩ２）を取得している場合、複数の秘密認証情報ＡＩと、公開識別情報ＰＫと、論理式公開識別情報ＬＰＫとを用いて、例えば、論理式アクセス権Ｖ_１∧２の場合には、式（１８）にしたがって論理式アクセス権行使情報ＬＧＫを生成することができる。

ステップＳ７３０：アクセス権行使情報生成部１４２ａは、生成した論理式アクセス権行使情報ＬＧＫを、通信部１０を介してアクセス管理装置２に供給する。

次に図１２を参照し、アクセス管理装置２ａがユーザ端末１ａの論理式により表されるアクセス対象Ｒへのアクセスを検証する処理について説明する。
図１２は、本実施形態に係るアクセス管理装置２のアクセス検証処理の一例を示す図である。なお、ステップＳ８１０、及びステップＳ８５０の各処理は、図７におけるステップＳ４１０、及びステップＳ４５０の各処理と同様であるため、説明を省略する。

ステップＳ８００：アクセス要求取得部２３ａは、ユーザ端末１ａから供給される論理式アクセス要求情報ＬＡＲを、通信部２０を介して取得する。アクセス要求取得部２３は、取得したアクセス要求情報ＡＲをアクセス権付与部２４に供給する。

ステップＳ８２０：アクセス権検査部２６ａは、ユーザ端末１ａから供給される論理式アクセス権行使情報ＬＧＫを、通信部２０を介して取得する。

ステップＳ８３０：アクセス権検査部２６ａは、ステップＳ８３０において取得した論理式アクセス権行使情報ＬＧＫと、論理式アクセス要求情報ＬＡＲが示す論理式により表されるアクセス対象Ｒに対応づけられた論理式秘密識別情報ＬＳＫの乱数λ乗の値とが一致するか否かを判定する。

アクセス権検査部２６ａは、論理式アクセス権行使情報ＬＧＫと論理式秘密識別情報ＬＳＫの乱数λ乗の値とが一致すると判定する場合（ステップＳ８３０；ＹＥＳ）、アクセス許可部２７ａに判定結果を供給する。その後、アクセス許可部２７ａは、ステップＳ８４０の処理を実行する。一方、論理式アクセス権行使情報ＬＧＫと論理式秘密識別情報ＬＳＫの乱数λ乗の値とが一致しないと判定する場合（ステップＳ８３０；ＮＯ）、アクセス許可部２７ａに判定結果を供給する。その後、アクセス許可部２７ａは、ステップＳ８５０の処理を実行する。

ステップＳ８４０：アクセス許可部２７ａは、論理式アクセス要求情報ＬＡＲが示す論理式により表されるアクセス対象Ｒへのユーザ端末１ａのアクセスを許可する。
例えば、論理式アクセス要求情報ＬＡＲがアクセス対象Ｒ１及びアクセス対象Ｒ２の結合へのアクセス権を示す場合、アクセス許可部２７ａは、アクセス対象Ｒ１及びアクセス対象Ｒ２へのユーザ端末１ａのアクセスを許可する。また、例えば、論理式アクセス要求情報ＬＡＲがアクセス対象Ｒ１及びアクセス対象Ｒ２の共通部分へのアクセス権を示す場合、アクセス許可部２７ａは、アクセス対象Ｒ１及びアクセス対象Ｒ２の共通部分へのユーザ端末１ａのアクセスを許可する。

以上に説明したように、本実施形態に係るアクセス管理装置２ａは、論理式秘密識別情報生成部２８ａを備える。
論理式秘密識別情報生成部２８ａは、有向非巡回グラフＯＧにより示される包含関係に加え、複数のアクセス権Ｖの論理式により表されるアクセス権である論理式アクセス権ＬＸに対し、論理式アクセス権ＬＸを表すために用いられる複数のアクセス権Ｖに対応づけられるノードＮにアクセス権管理部２２により対応づけられる秘密識別情報ＳＫと、公開識別情報ＰＫとに基づいて、論理式アクセス権ＬＸに対する秘密識別情報ＳＫである論理式秘密識別情報ＬＳＫを生成する。

この構成により、本実施形態に係るアクセス管理装置２ａでは、論理式秘密識別情報ＬＳＫを、論理式アクセス権ＬＸを表すために用いられる複数のアクセス権Ｖに対応づけられる秘密識別情報ＳＫと、公開識別情報ＰＫとに基づいて生成できるため、互いに包含関係を有する複数のアクセス権を扱うアクセス制御、及び、アクセス権の論理式によって動的に定義されるアクセス権を扱うアクセス制御、並びに、それらの両方の機能を有するアクセス制御において管理すべき鍵の個数を、アクセス権の数、包含関係の数、及び対象とする論理式の数に対して少なくすることができる。

本実施形態に係るアクセス管理装置２ａでは、論理式を満足するアクセス権の秘密認証情報を既に付与されているユーザ端末に対しては、対応する論理式秘密認証情報ＬＡＩを新たにユーザ端末に発行する必要がなく、秘密認証情報の発行の手間を減少させることが可能となるとともに、ユーザ端末において管理する秘密認証情報の数も減少する。既存のアクセス権の個数に対して、その論理式アクセス権の数は組み合わせ論的に増加するので、本実施形態に係るアクセス管理装置２ａによる改善の効果は甚だしく大きい。また論理式公開識別情報を１とする場合には、アクセス管理装置２ａにおいて管理する情報は全く増えない。

（第３の実施形態）
以下、図面を参照しながら本発明の第３の実施形態について詳しく説明する。
上記第１の実施形態及び第２の実施形態では、秘密認証情報が第３者から秘匿される方法として、ユーザに耐タンパー特性モジュールに秘密認証情報が記録される場合について説明をした。本実施形態では、識別子により特定されるユーザに対して、ユーザに秘密認証情報、秘密識別情報のいずれを知らせることなく、アクセス権の行使を許諾する方法を示す。本実施形態では、第１の実施形態及び第２の実施形態とは異なり、ユーザがアクセス不可能な耐タンパーデバイスに秘密認証情報を記録するのではなく、アクセス管理装置が秘密認証情報をチケットと呼ぶデータ形式に変換した後、チケットをユーザに発行する。チケットは、秘密認証情報を乱数によってマスクしたデータであるので、暗号化等によらずに送受信・記録を行っても安全である。
さらに本実施形態では、アクセス管理装置は、チケットが横流しなどにより不正に流通した場合には、当該チケットを本来受取るべきユーザの識別子を復元することが可能である。

まず、第１の実施形態及び第２の実施形態における群Ｇの位数を、２つの秘密の素数の積ｐｒであるとする。ここで群Ｇは巡回群である。式（２４）により示される元を群Ｇの生成元とする。

ここで位数ｐの元ｇを式（２５）のように定める。

アクセス権Ｖｉの公開識別情報を上述した式（１２）により示される値、秘密識別情報を式（４）により示される値とする。識別子が値ｕであるユーザに発行されるチケットｔを式（２６）により定める。

式（２６）における、ＰＲＦ（・，・）は鍵付き疑似乱数関数で、例えば、ＨＭＡＣ−ＳＨＡ１関数である。ここでヘッダデータｈはチケットｔを一意に特定可能なヘッダデータであるとする。例えば、チケットｔを生成する際にその識別子を一意に定め、定めた識別子をヘッダデータｈに含めるようにすればよい。
アクセス権Ｖｉの公開識別情報は、式（２７）により示すように標数ｐの素体の乗法群の元である。

識別子の値ｕは、素数ｐの式（２８）により示されるビット長として定められるパラメータ（セキュリティパラメータという）の多項式により上から評価される適当な自然数Ｕに対して、式（２９）により示されるように選ぶ。｜｜ｐ｜｜の多項式で上から評価されるとは、適当な自然数ｋに対して、Ｕ≦｜｜ｐ｜｜^ｋが成り立つことである。

本実施様態では、一例としてＤｉｆｆｉｅ−Ｈｅｌｌｍａｎ−Ｍｅｒｋｌｅ認証により、リソースのゲートウェイであるアクセス管理装置が、アクセス権の認証を行なうものとする。以下に認証の手順を述べる。

まず、ユーザはアクセス権Ｖｉの対象であるリソースのゲートウェイに対して、リソースへのアクセスを要求する。次に、当該ゲートウェイは式（３０）を満たす乱数を生成し、式（３１）により示される値をユーザに供給する。以下では、式（３１）により示される、乱数を用いて生成された値を値ｃと表す。

続いて、ユーザは式（３２）により示される値を算出し、ゲートウェイに供給する。

最後に、ゲートウェイは、ユーザから供給される値により式（３３）が成立するか否かを検査し、検査式が成立した場合に限り、ユーザのアクセスを許可する。

２つの素数ｐ、ｒは秘密情報であるので、ＰＲＦ（ｐ，ｈ）はｐを知らない者にとって計算不可能な乱数である。従って、チケットｔも計算不可能な乱数であるから、チケットを偽造することは不可能であることが分かる。

一方、チケットｔが不正に使用された場合には、不正に提示された式（３２）になる値Ｒに対して、まず、式（３４）により示される計算が実行される。

次に、例えば、Ｂａｂｙ−Ｓｔｅｐ−Ｇｉａｎｔ−Ｓｔｅｐなどのアルゴリズムを用いて、式（３５）を満たす値ｕを探索する。

式（３５）を満たす値ｕの探索は式（３６）により示される程度の計算量で実行できることが知られている。以下、式（３５）をユーザ判定式という。

自然数Ｕの上限値は、式（２８）により示されるパラメータの多項式で抑えられているので、実用的な時間内で値ｕの探索が可能である。

上述したように、本実施形態では、式（２６）に基づいてチケットｔとヘッダデータｈを発行することにより、ユーザが秘密認証情報、あるいは、秘密識別情報を知ることは不可能である。また、本実施形態では、チケットｔが不正に利用された場合は、最初にチケットｔが発行されたユーザを特定することが可能となる。

（アクセス管理システムの構成）
本実施形態に係るアクセス管理システムをアクセス管理システムＡＳｂという。また、本実施形態に係るユーザ端末をユーザ端末１ｂといい、アクセス管理装置をアクセス管理装置２ｂという。

図１３は、本実施形態に係るユーザ端末１ｂ、及びアクセス管理装置２ｂの構成を示す図である。
本実施形態に係るユーザ端末１ｂ（図１３）と第１の実施形態に係るユーザ端末１（図３）とを比較すると、モジュール１４ｂが異なる。ここで、他の構成要素（通信部１０、公開情報取得部１１、公開情報記憶部１２、アクセス要求部１３、及びアクセス実行部１５）が持つ機能は第１の実施形態と同じである。
また、本実施形態に係るアクセス管理装置２ｂ（図１３）と第１の実施形態に係るアクセス管理装置２（図３）とを比較すると、チケット付与部２４ｂ、チケット検査部２６ｂ、チケット生成部２９ｂ、及び不正ユーザ判定部３０ｂが異なる。ここで、他の構成要素（通信部２０、ユーザ管理部２１、アクセス権管理部２２、アクセス要求取得部２３、乱数生成部２５、及びアクセス許可部２７）が持つ機能は第１の実施形態と同じである。
また、本実施形態に係るアクセス権情報サーバ３（図８）の構成は、第１の実施形態に係るアクセス権情報サーバ３（図３）の構成と同じである。本実施形態に係るアクセス対象サーバ４（図８）の構成は、第１の実施形態に係るアクセス対象サーバ４（図３）の構成と同じである。
第１の実施形態と同じ機能の説明は省略し、第３の実施形態では、第１の実施形態と異なる部分を中心に説明する。

ユーザ端末１ｂは、通信部１０と、公開情報取得部１１と、公開情報記憶部１２と、アクセス要求部１３と、モジュール１４ｂと、アクセス実行部１５とを備える。

モジュール１４ｂは、チケット取得部１４０ｂと、チケット記憶部１４１ｂと、チケット行使情報生成部１４２ｂとを備える。本実施形態では、モジュール１４ｂが耐タンパー特性を備えていない場合について説明するが、モジュール１４ｂは耐タンパー特性を備えていてもよい。

チケット取得部１４０ｂは、アクセス管理装置２ｂから供給されるチケットｔを取得する。
チケット記憶部１４１ｂは、チケット取得部１４０ｂにより取得されたチケットｔを記憶する。
チケット行使情報生成部１４２ｂは、公開情報記憶部１２に記憶される公開情報ＰＩと、チケット記憶部１４１ｂに記憶されるチケットｔとに基づいて、チケット行使情報ＴＫを生成する。ここでチケット行使情報ＴＫとは、ユーザ端末１ｂにより生成される一方向性関数Ｆ１の値であり、上述した式（３２）により示される。

アクセス管理装置２ｂは、通信部２０と、ユーザ管理部２１と、アクセス権管理部２２と、アクセス要求取得部２３と、チケット付与部２４ｂと、乱数生成部２５と、チケット検査部２６ｂと、アクセス許可部２７と、チケット生成部２９ｂと、不正ユーザ判定部３０ｂとを備える。

チケット付与部２４ｂは、ユーザ端末１ｂにチケットｔを供給する。

チケット検査部２６ｂは、アクセス要求取得部２３により取得されたアクセス要求情報ＡＲに応じて、上述した式（３１）により示される値をユーザ端末１ｂに供給する。また、チケット検査部２６ｂは、ユーザ端末１ｂから供給されるチケット行使情報ＴＫと、アクセス要求情報ＡＲが示すアクセス対象ノードＡＮに対応づけられた秘密識別情報ＳＫとの間に式（３３）によって示される関係式が成立するか否かを検査する。

チケット生成部２９ｂは、上述した式（２６）に基づいてチケットｔを生成する。
不正ユーザ判定部３０ｂは、チケットｔが生成されるのに用いられたユーザ識別情報ＵＩを、チケット生成部２９ｂにより生成されたチケットｔを用いてユーザＵＥが生成するチケット行使情報ＴＫから式（３５）に基づいて取得する。不正ユーザ判定部３０ｂは、取得したユーザ識別情報ＵＩに基づいて不正ユーザを判定する。ここでユーザ識別情報ＵＩとは、ユーザ端末１ｂの識別子を示す情報である。

（アクセス管理システムにおける処理）
図１４を参照し、ユーザ端末１ｂによるアクセスが行われる前のアクセス管理装置２ｂの処理であるアクセス管理処理について説明する。
図１４は、本実施形態に係るアクセス管理装置２ｂのアクセス管理処理の一例を示す図である。図１４に示す処理は、アクセス管理システムＡＳｂの運用が開始された場合に開始される。なお、ステップＳ９００、ステップＳ９１０、及びステップＳ９２０の各処理は、図４におけるステップＳ１００、ステップＳ１１０、及びステップＳ１２０の各処理と同様であるため、説明を省略する。

ステップＳ９３０：チケット生成部２９ｂは、式（２６）に基づいてチケットｔを生成する。チケット生成部２９ｂは、生成したチケットｔをチケット付与部２４ｂに供給する。
ここで式（２６）は、数ｘ_ｉについての演算、つまり秘密認証情報ＡＩについての演算を含む。また、式（２６）は、秘密の素数ｐを含む値ｕについての演算、つまりユーザＵＥに公開されない因子を含むユーザ識別情報ＵＩについての演算を含む。

式（２６）は、左辺のチケットｔから逆演算により、右辺の素数ｐ、数ｘ_ｉ、及び値ｕを実用的な時間内に算出することが困難である。つまり、式（２６）は一方向関数を表す。当該一方向関数を一方向性関数Ｆ２という。

したがって、チケットｔとは、ユーザＵＥへのアクセス権Ｖの秘密認証情報ＡＩと、ユーザＵＥを識別するユーザ識別情報ＵＩを少なくとも入力の一部とする、一方向性関数Ｆ２の値である。
つまり、チケット生成部２９ｂは、ユーザＵＥへのアクセス権Ｖの秘密認証情報ＡＩと、ユーザＵＥを識別するユーザ識別情報ＵＩを少なくとも入力の一部とする、一方向性関数Ｆ２の値であるチケットｔを生成する。

なお、左辺のチケットｔから逆演算により、右辺の素数ｐ、数ｘ_ｉ、及び値ｕを実用的な時間内に算出することが困難であるような一方向性関数Ｆ２として式（２６）以外の式により表される一方向関数が用いられてもよい。

ステップＳ９４０：チケット付与部２４ｂは、チケット生成部２９ｂにより生成されたチケットｔを、チケットｔの生成に用いられたユーザ識別情報ＵＩである値ｕが示すユーザ端末１ｂに付与する。ここでチケット付与部２４ｂは、チケットｔを、通信部２０を介してユーザ端末１ｂに供給することにより、チケットｔを付与する。

チケットｔは、秘密認証情報ＡＩが式（２６）に基づいて変換された情報である。つまり、チケット付与部２４ｂは、秘密認証情報ＡＩとして、チケット生成部２９ｂにより生成されたチケットｔをユーザＵＥに付与する。

次に図１５を参照し、アクセスを行う前のユーザ端末１ｂの処理について説明する。
図１５は、本実施形態に係るユーザ端末１ｂのチケット取得処理の一例を示す図である。なお、ステップＳ１０００の処理は、図５におけるステップＳ２００の処理と同様であるため、説明を省略する。

ステップＳ１０１０：チケット取得部１４０ｂは、アクセス管理装置２ｂから供給されるチケットｔを、通信部１０を介して取得する。チケット取得部１４０ｂは、取得したチケットｔをチケット記憶部１４１ｂに記憶させる。

次に図１６を参照し、ユーザ端末１ｂがアクセス対象Ｒへのアクセスを行う場合の処理について説明する。
図１６は、本実施形態に係るユーザ端末１ｂのアクセス実行処理の一例を示す図である。なお、ステップＳ１１００、ステップＳ１１４０、及びステップＳ１１５０の各処理は、図５におけるステップＳ３００、ステップＳ３４０、及びステップＳ３５０の各処理と同様であるため、説明を省略する。

ステップＳ１１１０：チケット行使情報生成部１４２ｂは、アクセス管理装置２ｂから供給される、乱数を用いて生成された値ｃを、通信部１０を介して取得する。

ステップＳ１１２０：チケット行使情報生成部１４２ｂは、アクセス管理装置２ｂから供給された値ｃと、チケット記憶部１４１ｂに記憶されるチケットｔとに基づいて、チケット行使情報ＴＫを生成する。
ここでチケット行使情報生成部１４２ｂは、チケットｔと、チケット取得部１４０ｂから供給される値ｃとを、上述した式（３２）に基づいてチケット行使情報ＴＫを生成する。

ステップＳ１１３０：チケット行使情報生成部１４２ｂは、生成したチケット行使情報ＴＫを、通信部１０を介してアクセス管理装置２ｂに供給する。

次に図１７を参照し、アクセス管理装置２ｂがユーザ端末１ｂのアクセス対象Ｒへのアクセスを検証する処理について説明する。
図１７は、本実施形態に係るアクセス管理装置２ｂのアクセス検証処理の一例を示す図である。図１７に示すアクセス検証処理では、チケットｔの生成に用いられたユーザ識別情報ＵＩである値ｕが示すユーザ端末１ｂによりアクセスが行われる場合について説明する。
なお、ステップＳ１２００、ステップＳ１２４０、及びステップＳ１２５０の各処理は、図７におけるステップＳ４００、ステップＳ４４０、及びステップＳ４５０の各処理と同様であるため、説明を省略する。

ステップＳ１２１０：チケット付与部２４ｂは、乱数を用いて生成された値ｃを、ユーザ端末１に通信部２０を介して供給する。ここでチケット付与部２４ｂは、乱数生成部２５により生成された乱数λと、式（３１）とに基づいて、値ｃを生成する。ここでチケット付与部２４ｂは、ステップＳ１２００においてアクセス要求取得部２３がアクセス要求情報ＡＲを取得する度に値ｃを生成する。

ステップＳ１２２０：チケット検査部２６ｂは、ユーザ端末１ｂから供給されるチケット行使情報ＴＫを、通信部２０を介して取得する。

ステップＳ１２３０：チケット検査部２６ｂは、ステップＳ１２２０において取得したチケット行使情報ＴＫと、アクセス要求情報ＡＲが示すアクセス対象ノードＡＮに対応づけられた秘密識別情報ＳＫとが適合するか否かを判定する。
なお、本実施形態では、チケット行使情報ＴＫと秘密識別情報ＳＫとが適合するとは、チケット行使情報ＴＫと秘密識別情報ＳＫとが、上述した式（３３）を満足することである。

ここで、式（３３）における値Ｒは、チケットｔを一方向性関数Ｆ１に入力して得られる値である。つまり、チケット検査部２６ｂは、チケット付与部２４ｂにより付与されたチケットｔを一方向性関数Ｆ１に入力して得られるチケット行使情報ＴＫと、アクセス対象ノードＡＮに対応づけられた秘密識別情報ＳＫとが所定の関係式を満足するか否かを検査する。

チケット検査部２６ｂは、チケット行使情報ＴＫと秘密識別情報ＳＫとが適合すると判定する場合（ステップＳ１２３０；ＹＥＳ）、アクセス許可部２７にチケット行使情報ＴＫと秘密識別情報ＳＫとが適合することを示す判定結果を供給する。その後、アクセス許可部２７は、ステップＳ１２４０の処理を実行する。
一方、チケット検査部２６ｂは、チケット行使情報ＴＫと秘密識別情報ＳＫとが適合しないと判定する場合（ステップＳ１２３０；ＮＯ）、アクセス許可部２７にチケット行使情報ＴＫと秘密識別情報ＳＫとが適合しないことを示す判定結果を供給する。その後、アクセス許可部２７は、ステップＳ１２５０の処理を実行する。

ここで図１８を参照し、チケットｔが不正に使用された場合のアクセス管理装置２の不正ユーザ判定処理について説明する。チケットｔが不正に使用されるとは、例えば、アクセス管理装置２ｂがチケットｔを付与したユーザ以外のユーザにより、チケットｔを用いたアクセスが行われることである。アクセス管理装置２ｂがチケットｔを付与したユーザとは、チケットｔの生成に用いられたユーザ識別情報ＵＩである値ｕが示すユーザである。

図１８は、本実施形態に係るアクセス管理装置２ｂの不正ユーザ判定処理の一例を示す図である。図１８に示す不正ユーザ判定処理は、アクセス管理装置２ｂがチケットｔを付与したユーザ以外のユーザにより、チケットｔを用いたアクセスが行われた場合に開始される。

ステップＳ１３００：不正ユーザ判定部３０ｂは、チケットｔを用いてユーザ端末１ｂが式（３２）に従って生成したチケット行使情報ＴＫを用いて、式（３５）のユーザ判定式の左辺を計算する。ここで不正ユーザ判定部３０ｂは、式（３５）のユーザ判定式の左辺の計算にはチケットｔのヘッダデータｈを用いる。
ステップＳ１３１０：不正ユーザ判定部３０ｂは、チケットｔが付与されたユーザを判定する。ここで不正ユーザ判定部３０ｂは、例えば、Ｂａｂｙ−Ｓｔｅｐ−Ｇｉａｎｔ−Ｓｔｅｐなどのアルゴリズムを用いて、式（３５）のユーザ判定式を満たす値ｕを算出することにより、チケットｔが付与されたユーザを判定する。

以上に説明したように、本実施形態に係るアクセス管理装置２ｂは、チケット生成部２９ｂを備える。
チケット生成部２９ｂは、ユーザＵＥへのアクセス権Ｖの秘密認証情報ＡＩと、ユーザＵＥを識別するユーザ識別情報ＵＩとを少なくとも入力の一部とする、第２の一方向性関数（この一例において、一方向性関数Ｆ２）の値であるチケットｔを生成する。
アクセス権付与部２４（この一例において、チケット付与部２４ｂ）は、秘密認証情報ＡＩとして、チケット生成部２９ｂにより生成されたチケットｔをユーザＵＥに付与する。
アクセス権検査部２６（この一例において、チケット検査部２６ｂ）は、アクセス権付与部２４（この一例において、チケット付与部２４ｂ）により付与されたチケットｔを一方向性関数Ｆ１に入力して得られる第２のアクセス権行使情報（この一例において、チケット行使情報ＴＫ）と、アクセス対象ノードＡＮに対応づけられた秘密識別情報ＳＫとが所定の関係式を満足するか否かを検査する。

この構成により、本実施形態に係るアクセス管理装置２ｂでは、秘密認証情報ＡＩをチケットｔに変換してユーザに付与できるため、秘密認証情報ＡＩを第３者から秘匿される方法によりユーザに付与する際に耐タンパー特性モジュールなどが不要となる。

また、本実施形態に係るアクセス管理装置２ｂは、不正ユーザ判定部３０ｂを備える。
不正ユーザ判定部３０ｂは、チケットｔが生成されるのに用いられたユーザ識別情報ＵＩを、チケット生成部２９ｂにより生成されたチケットｔに基づいてユーザＵＥが生成する第２のアクセス権行使情報（この一例において、チケット行使情報ＴＫ）から取得する。

この構成により、本実施形態に係るアクセス管理装置２ｂでは、最初にチケットｔが発行されたユーザを特定することが可能であるため、チケットｔが不正に流出することを抑止できる。ユーザが自身に付与されたチケットｔを流出させた場合、本実施形態に係るアクセス管理装置２ｂにより当該ユーザは特定されてしまう。

なお、上述した実施形態におけるアクセス管理装置２、２ａ、２ｂの一部、例えば、通信部２０、ユーザ管理部２１、２１ａ、アクセス権管理部２２、２２ａ、アクセス要求取得部２３、２３ａ、アクセス権付与部２４、２４ａ、乱数生成部２５、アクセス権検査部２６、２６ａ、アクセス許可部２７、２７ａ、論理式秘密識別情報生成部２８ａ、チケット付与部２４ｂ、チケット検査部２６ｂ、チケット生成部２９ｂ、及び不正ユーザ判定部３０ｂをコンピュータで実現するようにしてもよい。その場合、この制御機能を実現するためのプログラムをコンピュータ読み取り可能な記録媒体に記録して、この記録媒体に記録されたプログラムをコンピュータシステムに読み込ませ、実行することによって実現してもよい。なお、ここでいう「コンピュータシステム」とは、アクセス管理装置２、２ａ、２ｂに内蔵されたコンピュータシステムであって、ＯＳや周辺機器等のハードウェアを含むものとする。また、「コンピュータ読み取り可能な記録媒体」とは、フレキシブルディスク、光磁気ディスク、ＲＯＭ、ＣＤ−ＲＯＭ等の可搬媒体、コンピュータシステムに内蔵されるハードディスク等の記憶装置のことをいう。さらに「コンピュータ読み取り可能な記録媒体」とは、インターネット等のネットワークや電話回線等の通信回線を介してプログラムを送信する場合の通信線のように、短時間、動的にプログラムを保持するもの、その場合のサーバやクライアントとなるコンピュータシステム内部の揮発性メモリのように、一定時間プログラムを保持しているものも含んでもよい。また上記プログラムは、前述した機能の一部を実現するためのものであってもよく、さらに前述した機能をコンピュータシステムにすでに記録されているプログラムとの組み合わせで実現できるものであってもよい。
また、上述した実施形態におけるアクセス管理装置２、２ａ、２ｂの一部、または全部を、ＬＳＩ（Ｌａｒｇｅ Ｓｃａｌｅ Ｉｎｔｅｇｒａｔｉｏｎ）等の集積回路として実現してもよい。アクセス管理装置２、２ａ、２ｂの各機能ブロックは個別にプロセッサ化してもよいし、一部、または全部を集積してプロセッサ化してもよい。また、集積回路化の手法はＬＳＩに限らず専用回路、または汎用プロセッサで実現してもよい。また、半導体技術の進歩によりＬＳＩに代替する集積回路化の技術が出現した場合、当該技術による集積回路を用いてもよい。

以上、図面を参照してこの発明の一実施形態について詳しく説明してきたが、具体的な構成は上述のものに限られることはなく、この発明の要旨を逸脱しない範囲内において様々な設計変更等をすることが可能である。

ＡＳ、ＡＳａ、ＡＳｂ…アクセス管理システム、１、１ａ、１ｂ…ユーザ端末、２、２ａ、２ｂ…アクセス管理装置、３…アクセス権情報サーバ、４…アクセス対象サーバ、１０、２０…通信部、１１…公開情報取得部、１２…公開情報記憶部、１３…アクセス要求部、１４…耐タンパー特性モジュール、１４０…秘密認証情報取得部、１４１…秘密認証情報記憶部、１４２…アクセス権行使情報生成部、１５…アクセス実行部、２１…ユーザ管理部、２２、２２ａ…アクセス権管理部、２３…アクセス要求取得部、２４、２４ａ…アクセス権付与部、２５…乱数生成部、２６、２６ａ…アクセス権検査部、２７、２７ａ…アクセス許可部、２８ａ…論理式秘密識別情報生成部、１４ｂ…モジュール、１４０ｂ…チケット取得部、１４１ｂ…チケット記憶部、１４２ｂ…チケット行使情報生成部、１１ａ…公開情報取得部、１２ａ…公開情報記憶部、１３ａ…アクセス要求部、１４ａ…耐タンパー特性モジュール、１４０ａ…秘密認証情報取得部、１４１ａ…秘密認証情報記憶部、１４２ａ…アクセス権行使情報生成部、１５ａ…アクセス実行部、２４ｂ…チケット付与部、２６ｂ…チケット検査部、２９ｂ…チケット生成部、３０ｂ…不正ユーザ判定部、ＯＧ…有向非巡回グラフ、Ｎ、Ｎ１…ノード、Ｖ…アクセス権、ＰＩ…公開情報、ＰＫ…公開識別情報、ＳＫ…秘密識別情報、ＡＩ…秘密認証情報、Ｆ１…一方向性関数、Ｆ２…一方向性関数、ＡＮ…アクセス対象ノード、ＵＩ…ユーザ識別情報、ＬＸ…論理式アクセス権、ＬＳＫ…論理式秘密識別情報

Claims (8)

1. 各ノードにアクセス権が対応づけられることにより前記アクセス権同士の包含関係を示す有向非巡回グラフの各ノードに、前記アクセス権を行使するユーザに公開される公開識別情報と、前記アクセス権を行使するために必須の情報である秘密識別情報と、前記ユーザに付与される秘密認証情報とをそれぞれ対応づけるアクセス権管理部と、
   前記ノードのうちの前記ユーザにより行使される前記アクセス権に対応する前記ノードであるアクセス対象ノードに前記アクセス権管理部により対応づけられた前記秘密認証情報を、当該秘密認証情報が第３者から秘匿される方法により、当該ユーザに付与するアクセス権付与部と、
   前記アクセス権付与部により付与された前記秘密認証情報と、当該秘密認証情報に対応する前記ノードの有向非巡回グラフ中での上位ノードの公開識別情報とを、一方向性関数に入力して得られる値を示すアクセス権行使情報と、前記アクセス対象ノードに対応づけられた前記秘密識別情報とが所定の関係式を満足するか否かを検査するアクセス権検査部と、
   を備えるアクセス管理装置。
2. 前記一方向性関数は準同型性を有し、
   前記アクセス権行使情報は、前記秘密認証情報が前記一方向性関数に入力されて得られる値と、前記上位ノードの前記公開識別情報とに対して、所定の計算手続きが実行されることによって生成される
   請求項１に記載のアクセス管理装置。
3. 前記有向非巡回グラフにより示される前記包含関係に加え、複数の前記アクセス権の論理式により示されるアクセス権である論理式アクセス権に対し、前記論理式アクセス権を表すために用いられる前記複数の前記アクセス権に対応づけられる前記ノードに前記アクセス権管理部により対応づけられる前記秘密識別情報と、前記公開識別情報とに基づいて、前記論理式アクセス権に対する前記秘密識別情報である論理式秘密識別情報を生成する論理式秘密識別情報生成部
   をさらに備える請求項１または請求項２に記載のアクセス管理装置。
4. 前記アクセス権によるアクセスの対象はデータであり、当該データは前記秘密識別情報を鍵として暗号化されており、
   前記ユーザに付与された前記秘密認証情報から計算された前記秘密識別情報を鍵として、前記データが復号されることによって前記データへのアクセスが可能となる
   請求項１から請求項３のいずれか一項に記載のアクセス管理装置。
5. 前記アクセス権付与部は、前記ユーザが保持する耐タンパー特性を有するモジュールである耐タンパー特性モジュールに当該秘密認証情報が記録されることにより前記ユーザに前記秘密認証情報を付与し、
   前記アクセス権行使情報の少なくとも一部は、前記耐タンパー特性モジュール内において算出される
   請求項１から請求項４のいずれか一項に記載のアクセス管理装置。
6. 前記ユーザへの前記アクセス権の前記秘密認証情報と、前記ユーザを識別するユーザ識別情報とを少なくとも入力の一部とする、第２の一方向性関数の値であるチケットを生成するチケット生成部と、
   をさらに備え、
   前記アクセス権付与部は、前記秘密認証情報として、前記チケット生成部により生成された前記チケットを前記ユーザに付与し、
   前記アクセス権検査部は、前記アクセス権付与部により付与された前記チケットを前記一方向性関数に入力して得られる第２のアクセス権行使情報と、前記アクセス対象ノードに対応づけられた前記秘密識別情報とが所定の関係式を満足するか否かを検査する
   請求項１から請求項４のいずれか一項に記載のアクセス管理装置。
7. 前記チケットが生成されるのに用いられた前記ユーザ識別情報を、前記チケット生成部により生成された前記チケットに基づいて前記ユーザが生成する前記第２のアクセス権行使情報から取得する不正ユーザ判定部
   をさらに備える請求項６に記載のアクセス管理装置。
8. コンピュータに、
   各ノードにアクセス権が対応づけられることにより前記アクセス権同士の包含関係を示す有向非巡回グラフの各ノードに、前記アクセス権を行使するユーザに公開される公開識別情報と、前記アクセス権を行使するために必須の情報である秘密識別情報と、前記ユーザに付与される秘密認証情報とをそれぞれ対応づけるアクセス権管理ステップと、
   前記ノードのうちの前記ユーザにより行使される前記アクセス権に対応する前記ノードであるアクセス対象ノードに前記アクセス権管理ステップにより対応づけられた前記秘密認証情報を、当該秘密認証情報が第３者から秘匿される方法により、当該ユーザに付与するアクセス権付与ステップと、
   前記アクセス権付与ステップにより付与された前記秘密認証情報と、当該秘密認証情報に対応する前記ノードの有向非巡回グラフ中での上位ノードの公開識別情報とを、一方向性関数に入力して得られる値を示すアクセス権行使情報と、前記アクセス対象ノードに対応づけられた前記秘密識別情報とが所定の関係式を満足するか否かを検査するアクセス権検査ステップと、
   を実行させるプログラム。

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