JP2575558B2 - 公開キー使用制御方法および装置 - Google Patents
公開キー使用制御方法および装置Info
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- JP2575558B2 JP2575558B2 JP3278902A JP27890291A JP2575558B2 JP 2575558 B2 JP2575558 B2 JP 2575558B2 JP 3278902 A JP3278902 A JP 3278902A JP 27890291 A JP27890291 A JP 27890291A JP 2575558 B2 JP2575558 B2 JP 2575558B2
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- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L9/00—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols
- H04L9/08—Key distribution or management, e.g. generation, sharing or updating, of cryptographic keys or passwords
- H04L9/088—Usage controlling of secret information, e.g. techniques for restricting cryptographic keys to pre-authorized uses, different access levels, validity of crypto-period, different key- or password length, or different strong and weak cryptographic algorithms
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L2209/00—Additional information or applications relating to cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communication H04L9/00
- H04L2209/26—Testing cryptographic entity, e.g. testing integrity of encryption key or encryption algorithm
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L9/00—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols
- H04L9/50—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols using hash chains, e.g. blockchains or hash trees
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- Computer Security & Cryptography (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Storage Device Security (AREA)
- Mobile Radio Communication Systems (AREA)
Description
【０００１】
【産業上の使用分野】本発明は、一般に、データ処理技
術に関するもので、特に、データ処理における暗号アプ
リケーションに関するものである。
術に関するもので、特に、データ処理における暗号アプ
リケーションに関するものである。
【０００２】
【従来の技術】以下の米国特許明細書および公開公報
は、本願発明に関連し、これらを引用文献として使用し
ている。
は、本願発明に関連し、これらを引用文献として使用し
ている。
【０００３】即ち、米国特許第４８５００１７号明細
書、米国特許第４９４１１７６号明細書、米国特許第４
９１８７２８号明細書、米国特許第４９２４５１４号明
細書、米国特許第４９２４５１５号明細書、米国特許第
４９０８８６１号明細書明細書および特開昭６３−１８
２７９５号公報である。
書、米国特許第４９４１１７６号明細書、米国特許第４
９１８７２８号明細書、米国特許第４９２４５１４号明
細書、米国特許第４９２４５１５号明細書、米国特許第
４９０８８６１号明細書明細書および特開昭６３−１８
２７９５号公報である。
【０００４】前記米国特許明細書に記載された暗号アー
キテクチュアは、暗号キーを、暗号キーの発行者により
意図されるキーの使用に対し許可を与える制御ベクトル
と組合わせることに基づいている。制御ベクトルとは、
例えば前記米国特許第４９１８７２８号明細書に記載さ
れているように、暗号キーの使用を制御するための秘密
でない暗号パラメータを含む複数のフィールドからな
り、それぞれの暗号キーに関連付けられる。本発明によ
れば、制御ベクトルを使用して、種々のキー管理機能、
データ暗号機能および他のデータ処理機能が可能とな
る。本発明によれば、システム管理責任者は、適当な制
御ベクトルを選択することによって、彼自身のセキュリ
ティ方法を柔軟に実行できる。暗号アーキテクチュアに
おける暗号装置（ＣＦ）が、前記米国特許明細書に記載
されている。この暗号装置は命令プロセッサであり、一
組の暗号命令に対するもので、暗号化方法およびキー生
成方法を実行するものである。この暗号装置内のメモリ
によって、一組の内部暗号変数を記憶する。これら暗号
命令が、一組の入力パラメータを一組の出力パラメータ
に変換するのに必要とされる一連の処理ステップとして
記述されている。また、暗号装置アプリケーション・プ
ログラムが前記米国特許明細書および公開公報に記載さ
れており、このプログラムは、対応する入力／出力パラ
メータと共に、命令ニーモニックとアドレスとから構成
される各暗号命令に対する呼び出し方法を呼び出しシー
ケンスとして規定する。
キテクチュアは、暗号キーを、暗号キーの発行者により
意図されるキーの使用に対し許可を与える制御ベクトル
と組合わせることに基づいている。制御ベクトルとは、
例えば前記米国特許第４９１８７２８号明細書に記載さ
れているように、暗号キーの使用を制御するための秘密
でない暗号パラメータを含む複数のフィールドからな
り、それぞれの暗号キーに関連付けられる。本発明によ
れば、制御ベクトルを使用して、種々のキー管理機能、
データ暗号機能および他のデータ処理機能が可能とな
る。本発明によれば、システム管理責任者は、適当な制
御ベクトルを選択することによって、彼自身のセキュリ
ティ方法を柔軟に実行できる。暗号アーキテクチュアに
おける暗号装置（ＣＦ）が、前記米国特許明細書に記載
されている。この暗号装置は命令プロセッサであり、一
組の暗号命令に対するもので、暗号化方法およびキー生
成方法を実行するものである。この暗号装置内のメモリ
によって、一組の内部暗号変数を記憶する。これら暗号
命令が、一組の入力パラメータを一組の出力パラメータ
に変換するのに必要とされる一連の処理ステップとして
記述されている。また、暗号装置アプリケーション・プ
ログラムが前記米国特許明細書および公開公報に記載さ
れており、このプログラムは、対応する入力／出力パラ
メータと共に、命令ニーモニックとアドレスとから構成
される各暗号命令に対する呼び出し方法を呼び出しシー
ケンスとして規定する。
【０００５】更に、公開キー暗号化アルゴリズムが、Ｄ
ｉｆｆｉｅおよびＨｅｌｌｍａｎ著の文献“Ｐｒｉｖａ
ｃｙ ａｎｄ Ａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎ：Ａｎ
Ｉｎｔｒｏｄｕｃｔｉｏｎ ｔｏ Ｃｒｙｐｔｏｇｒａ
ｐｈｙ”（ＩＥＥＥプロシーディング，１９７９年３月
Ｎｏ．３，ｖｏｌ．６７，第３９７−４２７頁）に記載
されている。公開キー・システムは、秘密キー分配チャ
ネルが十分なレベルの保全性を有する限り、このチャネ
ルを省略することに基いている。公開キー暗号システム
においては、暗号化と復号のための２個のキーが用いら
れている。公開キー・アルゴリズム・システムは、以下
のように設計される。即ち、暗号化用反転キーＰｕと、
復号用キーＰｒのランダム対を容易に生成させ、これら
キーＰｕおよびＰｒと容易に動作するが、キーＰｕから
キーＰｒを演算できないように設計する。各ユーザは、
１対の反転変形キーＰｕおよびＰｒを生成する。ユーザ
は、復号用変形キーＰｒを秘密に保持し、暗号用変形キ
ーＰｕを公開ディレクトリに配置することによって、こ
れを公開する。誰でも、メッセージを暗号化し、これら
メッセージをユーザに送信できるが、ユーザへのメッセ
ージを誰も復号できない。キーＰｒで暗号化し、キーＰ
ｒで復号することもでき、これが望ましい場合も多い。
このような理由により、キーＰｕは通常公開キーと称さ
れ、キーＰｒは秘密キーと称されている。公開キー暗号
システムから得られる特徴としては、メッセージの送信
者を特定できるディジタル署名を用意できることであ
る。例えば、ユーザＡが彼のサインしたメッセージＭを
ユーザＢに送信したい場合に、ユーザＡはこのメッセー
ジに彼の秘密キーＰｒを作用させて、署名済みメッセー
ジＳ′を生成する。キーＰｒは、プライバシーを所望し
た場合にユーザＡの暗号復号キーとして使用したが、こ
のキーをユーザＡの“暗号化”キーとして使用する。ユ
ーザＢがメッセージＳを受信すると、彼は、ユーザＡの
公開キーＰｕを暗号文Ｓに作用させることによってメッ
セージＭを回復できる。ユーザＡのメッセージを正しく
復号することによって、受信者Ｂは送信者Ａから到来し
た最終的なプルーフが得られる。公開キー暗号の例が、
米国特許第４，２１８，５２８号，第４，２００，７７
０号，第４，４０５，８２９号明細書に開示されてい
る。
ｉｆｆｉｅおよびＨｅｌｌｍａｎ著の文献“Ｐｒｉｖａ
ｃｙ ａｎｄ Ａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎ：Ａｎ
Ｉｎｔｒｏｄｕｃｔｉｏｎ ｔｏ Ｃｒｙｐｔｏｇｒａ
ｐｈｙ”（ＩＥＥＥプロシーディング，１９７９年３月
Ｎｏ．３，ｖｏｌ．６７，第３９７−４２７頁）に記載
されている。公開キー・システムは、秘密キー分配チャ
ネルが十分なレベルの保全性を有する限り、このチャネ
ルを省略することに基いている。公開キー暗号システム
においては、暗号化と復号のための２個のキーが用いら
れている。公開キー・アルゴリズム・システムは、以下
のように設計される。即ち、暗号化用反転キーＰｕと、
復号用キーＰｒのランダム対を容易に生成させ、これら
キーＰｕおよびＰｒと容易に動作するが、キーＰｕから
キーＰｒを演算できないように設計する。各ユーザは、
１対の反転変形キーＰｕおよびＰｒを生成する。ユーザ
は、復号用変形キーＰｒを秘密に保持し、暗号用変形キ
ーＰｕを公開ディレクトリに配置することによって、こ
れを公開する。誰でも、メッセージを暗号化し、これら
メッセージをユーザに送信できるが、ユーザへのメッセ
ージを誰も復号できない。キーＰｒで暗号化し、キーＰ
ｒで復号することもでき、これが望ましい場合も多い。
このような理由により、キーＰｕは通常公開キーと称さ
れ、キーＰｒは秘密キーと称されている。公開キー暗号
システムから得られる特徴としては、メッセージの送信
者を特定できるディジタル署名を用意できることであ
る。例えば、ユーザＡが彼のサインしたメッセージＭを
ユーザＢに送信したい場合に、ユーザＡはこのメッセー
ジに彼の秘密キーＰｒを作用させて、署名済みメッセー
ジＳ′を生成する。キーＰｒは、プライバシーを所望し
た場合にユーザＡの暗号復号キーとして使用したが、こ
のキーをユーザＡの“暗号化”キーとして使用する。ユ
ーザＢがメッセージＳを受信すると、彼は、ユーザＡの
公開キーＰｕを暗号文Ｓに作用させることによってメッ
セージＭを回復できる。ユーザＡのメッセージを正しく
復号することによって、受信者Ｂは送信者Ａから到来し
た最終的なプルーフが得られる。公開キー暗号の例が、
米国特許第４，２１８，５２８号，第４，２００，７７
０号，第４，４０５，８２９号明細書に開示されてい
る。
【０００６】これら従来の公開キー暗号システムにおけ
る問題は、送信者からの公開キーを１以上の受信者へ分
配する場合である。盗聴者が、この送信者の公開キーを
自己の公開キーに差し替え、且つ、受信者へ送られる差
し替えられた公開キーに対応する彼自身の対応秘密キー
を保持する場合には、盗聴者は偽のメッセージを受信者
へ送信することができ、受信者はこれらメッセージが本
当に、元の送り主より到来したかどうかを決定する方法
が無い。用語“データ保全性”は、受信者によって受信
されたデータ・ユニットが、受信データ・ユニットが帰
属する送信者によって送られたデータ・ユニットと同じ
であると信頼できる程度を表すために用いられる。
る問題は、送信者からの公開キーを１以上の受信者へ分
配する場合である。盗聴者が、この送信者の公開キーを
自己の公開キーに差し替え、且つ、受信者へ送られる差
し替えられた公開キーに対応する彼自身の対応秘密キー
を保持する場合には、盗聴者は偽のメッセージを受信者
へ送信することができ、受信者はこれらメッセージが本
当に、元の送り主より到来したかどうかを決定する方法
が無い。用語“データ保全性”は、受信者によって受信
されたデータ・ユニットが、受信データ・ユニットが帰
属する送信者によって送られたデータ・ユニットと同じ
であると信頼できる程度を表すために用いられる。
【０００７】
【発明が解決しようとする課題】従って、本発明の目的
は、公開キー暗号システムにおける公開キーを分配する
改良された方法を提供することにある。
は、公開キー暗号システムにおける公開キーを分配する
改良された方法を提供することにある。
【０００８】また、本発明の他の目的は、データ受信の
保全性のレベルに基いて、公開キーの使用を制御するこ
とである。
保全性のレベルに基いて、公開キーの使用を制御するこ
とである。
【０００９】
【課題を解決するための手段】これらの目的、特徴およ
び利点は、以下に開示した本発明によって実現される。
即ち、公開キーの受取り保全性のレベルに基いて、公開
キーの使用を制限する方法および装置が開示されてい
る。これらの方法および装置によれば、公開キー・アル
ゴリズムを使用して通信する一対の暗号装置を有する公
開キー暗号システムの応用が見出される。この方法によ
れば、第１暗号装置で、公開キーと秘密キーとを生成す
ることで始まる。次に、公開キーと関連する制御ベクト
ルを第１暗号装置で生成する。制御ベクトルは履歴フィ
ールドを有している。その後、公開キーと制御ベクトル
を、第１暗号装置から通信リンクを介して第２暗号装置
に、送信に対する複数レベルの受取り保全性の中から選
んだ１つを使用して送信する。次に、第２暗号装置にお
いて、公開キーと制御ベクトルとを検査して、通信保全
性の実際のレベルを決定する。更に、第２暗号装置によ
って、受取り保全性の実際のレベルを特徴付ける値を制
御ベクトルの履歴フィールドに書込む。その後、第２暗
号装置によって制御ベクトル・チェックによって、公開
キーのための暗号化アプリケーションを、制御ベクトル
の履歴フィールドによって特徴付けられた保全性の実際
のレベルより大きなレベルでない保全性レベルを要求す
るアプリケーションのみに制限する。
び利点は、以下に開示した本発明によって実現される。
即ち、公開キーの受取り保全性のレベルに基いて、公開
キーの使用を制限する方法および装置が開示されてい
る。これらの方法および装置によれば、公開キー・アル
ゴリズムを使用して通信する一対の暗号装置を有する公
開キー暗号システムの応用が見出される。この方法によ
れば、第１暗号装置で、公開キーと秘密キーとを生成す
ることで始まる。次に、公開キーと関連する制御ベクト
ルを第１暗号装置で生成する。制御ベクトルは履歴フィ
ールドを有している。その後、公開キーと制御ベクトル
を、第１暗号装置から通信リンクを介して第２暗号装置
に、送信に対する複数レベルの受取り保全性の中から選
んだ１つを使用して送信する。次に、第２暗号装置にお
いて、公開キーと制御ベクトルとを検査して、通信保全
性の実際のレベルを決定する。更に、第２暗号装置によ
って、受取り保全性の実際のレベルを特徴付ける値を制
御ベクトルの履歴フィールドに書込む。その後、第２暗
号装置によって制御ベクトル・チェックによって、公開
キーのための暗号化アプリケーションを、制御ベクトル
の履歴フィールドによって特徴付けられた保全性の実際
のレベルより大きなレベルでない保全性レベルを要求す
るアプリケーションのみに制限する。
【００１０】
【実施例】図１は、通信ネットワーク１０を示すネット
ワーク・ブロック図であり、このネットワーク１０にデ
ータ・プロセッサ２０，２０′および２０″を含む複数
のデータ・プロセッサが接続されている。これらデータ
・プロセッサの各々には、図１で示したように、暗号シ
ステムが含まれている。即ち、データ・プロセッサ２０
には暗号システム２２が設けられ、データ・プロセッサ
２０′には暗号システム２２′が設けられ、更に、プロ
セッサ２０″には暗号システム２２″が設けられてい
る。これらプロセッサの各々によって、１以上のアプリ
ケーションの処理をサポートする。これらアプリケーシ
ョンは、アプリケーション・データの暗号化，復号およ
び認証ならびに暗号キーの生成および導入等の暗号サー
ビスへのアクセスを必要とする。これら暗号サービス
は、暗号システムの各々における安全な暗号装置により
与えられる。ネットワークは、データ・プロセッサに対
し、暗号化されたデータおよびキーを送信および受信す
る手段を与える。種々のプロトコル、即ち、フォーマッ
トおよび手順ルールによって、これら通信データ・プロ
セッサ間の暗号量の交換を制御して、これらプロセッサ
間の相互運用性を確保する。
ワーク・ブロック図であり、このネットワーク１０にデ
ータ・プロセッサ２０，２０′および２０″を含む複数
のデータ・プロセッサが接続されている。これらデータ
・プロセッサの各々には、図１で示したように、暗号シ
ステムが含まれている。即ち、データ・プロセッサ２０
には暗号システム２２が設けられ、データ・プロセッサ
２０′には暗号システム２２′が設けられ、更に、プロ
セッサ２０″には暗号システム２２″が設けられてい
る。これらプロセッサの各々によって、１以上のアプリ
ケーションの処理をサポートする。これらアプリケーシ
ョンは、アプリケーション・データの暗号化，復号およ
び認証ならびに暗号キーの生成および導入等の暗号サー
ビスへのアクセスを必要とする。これら暗号サービス
は、暗号システムの各々における安全な暗号装置により
与えられる。ネットワークは、データ・プロセッサに対
し、暗号化されたデータおよびキーを送信および受信す
る手段を与える。種々のプロトコル、即ち、フォーマッ
トおよび手順ルールによって、これら通信データ・プロ
セッサ間の暗号量の交換を制御して、これらプロセッサ
間の相互運用性を確保する。
【００１１】図２は暗号システム２２を示す。この暗号
システム２２において、暗号装置（ＣＦ）３０は物理的
インターフェィスからの入力端子３７を有している。暗
号装置アクセス・プログラム（ＣＦＡＰ）３４を、イン
ターフェィス手段３１によって暗号装置３０に結合させ
る。暗号キー・データ・セット（ＣＫＤＳ）３２を、イ
ンターフェィス手段３３によってアクセス・プログラム
３４に接続する。アプリケーション・プログラム（ＡＰ
ＰＬ）３６をインターフェィス手段３５によってこのア
クセス・プログラム３４に接続する。
システム２２において、暗号装置（ＣＦ）３０は物理的
インターフェィスからの入力端子３７を有している。暗
号装置アクセス・プログラム（ＣＦＡＰ）３４を、イン
ターフェィス手段３１によって暗号装置３０に結合させ
る。暗号キー・データ・セット（ＣＫＤＳ）３２を、イ
ンターフェィス手段３３によってアクセス・プログラム
３４に接続する。アプリケーション・プログラム（ＡＰ
ＰＬ）３６をインターフェィス手段３５によってこのア
クセス・プログラム３４に接続する。
【００１２】暗号サービスのための代表的なリクエスト
が、ＡＰＰＬ３６によって、インターフェィス３５にお
けるＣＦＡＰ３４へのファンクション・コールを介して
始動する。このサービス・リクエストには、キーおよび
データ・パラメータならびにキー識別子が含まれてお
り、このキー識別子はＣＦＡＰ３４が使用してインター
フェィス３３におけるＣＫＤ３２からの暗号化したキー
にアクセスする。ＣＦＡＰ３４は、インターフェィス３
１にＣＦ３０への１個以上の暗号アクセス命令を与える
ことによってサービス・リクエストを処理する。また、
ＣＦ３０は、オプショナル物理的インターフェィス３７
を有し、これによって暗号変数のＣＦ３０への入力を指
示する。インターフェィス３１で呼び出された暗号アク
セス命令の各々は、ＣＦ３０によって処理された一組の
入力パラメータを有し、これによってＣＦ３０によりＣ
ＦＡＰ３４に戻す一組の出力パラメータを生成する。Ｃ
ＦＡＰ３４は出力パラメータを、ＡＰＰＬ３６に戻すこ
ともできる。また、このＣＦＡＰ３４は出力パラメータ
および入力パラメータを使用して、続いて命令を呼び出
すこともできる。この出力パラメータに暗号化したキー
が含まれているならば、多くの場合、ＣＦＡＰ３４はＣ
ＫＤＳ３２中に、これら暗号化したキーを記憶すること
もできる。
が、ＡＰＰＬ３６によって、インターフェィス３５にお
けるＣＦＡＰ３４へのファンクション・コールを介して
始動する。このサービス・リクエストには、キーおよび
データ・パラメータならびにキー識別子が含まれてお
り、このキー識別子はＣＦＡＰ３４が使用してインター
フェィス３３におけるＣＫＤ３２からの暗号化したキー
にアクセスする。ＣＦＡＰ３４は、インターフェィス３
１にＣＦ３０への１個以上の暗号アクセス命令を与える
ことによってサービス・リクエストを処理する。また、
ＣＦ３０は、オプショナル物理的インターフェィス３７
を有し、これによって暗号変数のＣＦ３０への入力を指
示する。インターフェィス３１で呼び出された暗号アク
セス命令の各々は、ＣＦ３０によって処理された一組の
入力パラメータを有し、これによってＣＦ３０によりＣ
ＦＡＰ３４に戻す一組の出力パラメータを生成する。Ｃ
ＦＡＰ３４は出力パラメータを、ＡＰＰＬ３６に戻すこ
ともできる。また、このＣＦＡＰ３４は出力パラメータ
および入力パラメータを使用して、続いて命令を呼び出
すこともできる。この出力パラメータに暗号化したキー
が含まれているならば、多くの場合、ＣＦＡＰ３４はＣ
ＫＤＳ３２中に、これら暗号化したキーを記憶すること
もできる。
【００１３】図３は暗号装置３０を示す。この暗号装置
３０を安全境界４０内に設ける。この装置３０には、実
行可能なコードとして実施できる暗号アルゴリズム４４
に結合された命令プロセッサ４２が設けられている。暗
号装置環境メモリ４６を命令プロセッサ４２に結合す
る。図示したように、物理的インターフェィスをライン
３７を介してＣＦ環境メモリ４６に結合できる。命令プ
ロセッサ４２をインターフェィス３１によって、暗号装
置アクセス・プログラム（ＣＦＡＰ）３４に結合させ
る。
３０を安全境界４０内に設ける。この装置３０には、実
行可能なコードとして実施できる暗号アルゴリズム４４
に結合された命令プロセッサ４２が設けられている。暗
号装置環境メモリ４６を命令プロセッサ４２に結合す
る。図示したように、物理的インターフェィスをライン
３７を介してＣＦ環境メモリ４６に結合できる。命令プ
ロセッサ４２をインターフェィス３１によって、暗号装
置アクセス・プログラム（ＣＦＡＰ）３４に結合させ
る。
【００１４】命令プロセッサ４２は機能素子であり、こ
の素子によってインターフェィス３１におけるＣＦＡＰ
アクセス命令によって呼び出された暗号マイクロ命令を
実行する。アクセス命令の各々に対して、まず第１に、
インターフェィス３１は、実行する特定のマイクロ命令
を選択するために使用する命令ニーモニックまたはオペ
レーション・コードを規定する。第２に、一組の入力パ
ラメータをＣＦＡＰ３４からＣＦ３０まで通過させる。
第３に、一組の出力パラメータをＣＦ３０によってＣＦ
ＡＰ３４まで戻す。命令プロセッサ４２は、暗号マイク
ロ命令メモリ４４に記憶されたマイクロ命令として実施
した暗号処理ステップの特定命令シーケンスを実行する
ことによって、選択された命令を実行する。暗号化処理
ステップの制御フローおよび続く出力は、入力パラメー
タの値およびＣＦ環境メモリ４６の内容に依存する。Ｃ
Ｆ環境メモリ４６は、一組の暗号変数、例えばキー，フ
ラグ，カウンタ，ＣＦ形成データ等から構成される。こ
れら変数は集合的に、ＣＦ３０内に記憶される。メモリ
４６内のＣＦ環境変数はインターフェィス３１によって
初期化される。即ち、入力パラメータを読込みＣＦ環境
メモリ４６にロードする特定のＣＦマイクロ命令の実行
によって初期化される。あるいは、初期化を、オプショ
ナル物理的インターフェィスを介して行うこともでき
る。この物理的インターフェィスは、暗号変数をこのメ
モリ４６に、例えば付加したキー入力装置によって直接
ロードすることもできる。
の素子によってインターフェィス３１におけるＣＦＡＰ
アクセス命令によって呼び出された暗号マイクロ命令を
実行する。アクセス命令の各々に対して、まず第１に、
インターフェィス３１は、実行する特定のマイクロ命令
を選択するために使用する命令ニーモニックまたはオペ
レーション・コードを規定する。第２に、一組の入力パ
ラメータをＣＦＡＰ３４からＣＦ３０まで通過させる。
第３に、一組の出力パラメータをＣＦ３０によってＣＦ
ＡＰ３４まで戻す。命令プロセッサ４２は、暗号マイク
ロ命令メモリ４４に記憶されたマイクロ命令として実施
した暗号処理ステップの特定命令シーケンスを実行する
ことによって、選択された命令を実行する。暗号化処理
ステップの制御フローおよび続く出力は、入力パラメー
タの値およびＣＦ環境メモリ４６の内容に依存する。Ｃ
Ｆ環境メモリ４６は、一組の暗号変数、例えばキー，フ
ラグ，カウンタ，ＣＦ形成データ等から構成される。こ
れら変数は集合的に、ＣＦ３０内に記憶される。メモリ
４６内のＣＦ環境変数はインターフェィス３１によって
初期化される。即ち、入力パラメータを読込みＣＦ環境
メモリ４６にロードする特定のＣＦマイクロ命令の実行
によって初期化される。あるいは、初期化を、オプショ
ナル物理的インターフェィスを介して行うこともでき
る。この物理的インターフェィスは、暗号変数をこのメ
モリ４６に、例えば付加したキー入力装置によって直接
ロードすることもできる。
【００１５】暗号装置安全境界４０の物理的な実施例に
は、以下の物理的なセキュリティ機能が組込まれてい
る。この実施例は、暗号装置３０へのアクセスが制限さ
れた内部当事者による検索を阻止する。用語“制限され
た”は、日または週に対照して分または時間で測定され
る。当事者は、制限された電子装置を使用する顧客側に
おいて探索攻撃を強制され、これは高性能な電子および
機械設備を使用する当事者の制御下の側で行われる実験
的攻撃とは対照的である。この物理的な実施例は、ま
た、種々の電子−機械的検出装置を使用して物理的な探
索または割込みの実行を検出する。また、暗号装置３０
の物理的な実施例は、内部に記憶した秘密暗号変数のす
べての零化を実行する。このような零化は、実行された
探索または割込みが検出された場合には、何時でも自動
的に行われる。また、この実施例は、内部に記憶した秘
密暗号変数の零化に対する手動設備を与える。前述した
特開昭６３−１８２７９５号公報は、このような物理的
なセキュリティ機能をどのようにして実現できるかの例
を教示している。
は、以下の物理的なセキュリティ機能が組込まれてい
る。この実施例は、暗号装置３０へのアクセスが制限さ
れた内部当事者による検索を阻止する。用語“制限され
た”は、日または週に対照して分または時間で測定され
る。当事者は、制限された電子装置を使用する顧客側に
おいて探索攻撃を強制され、これは高性能な電子および
機械設備を使用する当事者の制御下の側で行われる実験
的攻撃とは対照的である。この物理的な実施例は、ま
た、種々の電子−機械的検出装置を使用して物理的な探
索または割込みの実行を検出する。また、暗号装置３０
の物理的な実施例は、内部に記憶した秘密暗号変数のす
べての零化を実行する。このような零化は、実行された
探索または割込みが検出された場合には、何時でも自動
的に行われる。また、この実施例は、内部に記憶した秘
密暗号変数の零化に対する手動設備を与える。前述した
特開昭６３−１８２７９５号公報は、このような物理的
なセキュリティ機能をどのようにして実現できるかの例
を教示している。
【００１６】本発明によれば、暗号装置３０の命令プロ
セッサ４２を暗号マイクロ命令およびＣＦＡＰアクセス
命令によってプログラムし、これによって図４及び図５
のフロー・ダイヤグラムで示したような多数のキー管理
機能を実行して、暗号化ネットワーク中の公開キーの分
配をサポートする。公開キーおよび秘密キーの対を生成
させるための命令を与えて、公開キーを送出すると共
に、公開キーを受取り、制御ベクトルの適切な生成とチ
ェックによって、これら公開キーおよび秘密キーの連続
的使用を制御する。本発明によれば、図６は、第１のデ
ータ・プロセッサ２０における公開キー１００とそれに
対応する制御ベクトル１０２とを生成する過程ならびに
制御ベクトル１０２の変更を示す。この制御ベクトル
は、第２データ・プロセッサ２０′で決定した受取り保
全性の実際のレベルに基いて、第２のデータ・プロセッ
サ２０′へ送信し終わった後の制御ベクトルである。図
６は、キー１００と制御ベクトル１０２の送信に対する
比較的低レベルの保全性のシーケンスを示す。また図７
は、送信に対する中間レベルの保全性のシーケンスを示
す。更に、図８は送信に対する比較的高レベルの保全性
のシーケンスを示す。
セッサ４２を暗号マイクロ命令およびＣＦＡＰアクセス
命令によってプログラムし、これによって図４及び図５
のフロー・ダイヤグラムで示したような多数のキー管理
機能を実行して、暗号化ネットワーク中の公開キーの分
配をサポートする。公開キーおよび秘密キーの対を生成
させるための命令を与えて、公開キーを送出すると共
に、公開キーを受取り、制御ベクトルの適切な生成とチ
ェックによって、これら公開キーおよび秘密キーの連続
的使用を制御する。本発明によれば、図６は、第１のデ
ータ・プロセッサ２０における公開キー１００とそれに
対応する制御ベクトル１０２とを生成する過程ならびに
制御ベクトル１０２の変更を示す。この制御ベクトル
は、第２データ・プロセッサ２０′で決定した受取り保
全性の実際のレベルに基いて、第２のデータ・プロセッ
サ２０′へ送信し終わった後の制御ベクトルである。図
６は、キー１００と制御ベクトル１０２の送信に対する
比較的低レベルの保全性のシーケンスを示す。また図７
は、送信に対する中間レベルの保全性のシーケンスを示
す。更に、図８は送信に対する比較的高レベルの保全性
のシーケンスを示す。
【００１７】図４及び図５は、保全性の実際のレベルに
基づく送出公開キーを受信用データ・プロセッサで受取
るとき、公開キーの使用を制御する方法のフローを示
す。この方法はステップ４００から始まり、このステッ
プでは、公開キーＫＰｕ１００およびこれに対応する秘
密キーＫＰｒが、第１データ・プロセッサ２０で対とし
て生成される。次に、ステップ４０２において、この秘
密キーＫｐｒを第１データ・プロセッサ２０に記憶す
る。ステップ４０４において、公開キーＫＰｕ１００の
送出は第１データ・プロセッサ２０で始まり、公開キー
ＫＰｕを第２データ・プロセッサ２０′への送信を実行
する。
基づく送出公開キーを受信用データ・プロセッサで受取
るとき、公開キーの使用を制御する方法のフローを示
す。この方法はステップ４００から始まり、このステッ
プでは、公開キーＫＰｕ１００およびこれに対応する秘
密キーＫＰｒが、第１データ・プロセッサ２０で対とし
て生成される。次に、ステップ４０２において、この秘
密キーＫｐｒを第１データ・プロセッサ２０に記憶す
る。ステップ４０４において、公開キーＫＰｕ１００の
送出は第１データ・プロセッサ２０で始まり、公開キー
ＫＰｕを第２データ・プロセッサ２０′への送信を実行
する。
【００１８】次に、ステップ４０６では、公開キーＫＰ
ｕ１００およびこれと関連する制御ベクトルを第２デー
タ・プロセッサ２０′へ送信するための保全性のレベル
を選択する。ステップ４０８では、保全性のレベルの選
択が、高レベル，中間レベルまたは低レベルであるかが
示される。
ｕ１００およびこれと関連する制御ベクトルを第２デー
タ・プロセッサ２０′へ送信するための保全性のレベル
を選択する。ステップ４０８では、保全性のレベルの選
択が、高レベル，中間レベルまたは低レベルであるかが
示される。
【００１９】ステップ４１０において、低レベルの保全
性である第１レベルが選択されている。この例のデータ
フロー・ダイヤグラムが図６に示されている。ステップ
４１２において、空白の履歴フィールド１０４を有する
第１制御ベクトルＣＶ１が生成される。保全性の所期レ
ベルを送信位置において、制御ベクトル・フィールド１
０３に書込むことができる。次のステップ４１４におい
て、公開キーＫＰｕおよび第１制御ベクトルＣＶ１を第
１データ・プロセッサ２０から通信ネットワーク１０を
介して第２データ・プロセッサ２０′へ送信する。これ
は、選択された低レベルである第１レベルの保全性を使
用して行われる。
性である第１レベルが選択されている。この例のデータ
フロー・ダイヤグラムが図６に示されている。ステップ
４１２において、空白の履歴フィールド１０４を有する
第１制御ベクトルＣＶ１が生成される。保全性の所期レ
ベルを送信位置において、制御ベクトル・フィールド１
０３に書込むことができる。次のステップ４１４におい
て、公開キーＫＰｕおよび第１制御ベクトルＣＶ１を第
１データ・プロセッサ２０から通信ネットワーク１０を
介して第２データ・プロセッサ２０′へ送信する。これ
は、選択された低レベルである第１レベルの保全性を使
用して行われる。
【００２０】ステップ４１６において、第２データ・プ
ロセッサ２０′は、公開キーＫＰｕおよびこれに関連す
る制御ベクトルＣＶ１とを受取るステップを開始する。
ステップ４１８において、公開キーＫＰｕおよび制御ベ
クトルＣＶ１を、第２データ・プロセッサ２０′で受信
した実際のレベルの保全性に対して検査する。
ロセッサ２０′は、公開キーＫＰｕおよびこれに関連す
る制御ベクトルＣＶ１とを受取るステップを開始する。
ステップ４１８において、公開キーＫＰｕおよび制御ベ
クトルＣＶ１を、第２データ・プロセッサ２０′で受信
した実際のレベルの保全性に対して検査する。
【００２１】次に、本発明によれば、ステップ４２０
は、受信した実際レベルの保全性を第２データ・プロセ
ッサ２０′における制御ベクトルＣＶ１の履歴フィール
ド１０４に書込む。
は、受信した実際レベルの保全性を第２データ・プロセ
ッサ２０′における制御ベクトルＣＶ１の履歴フィール
ド１０４に書込む。
【００２２】次のステップ４２２では、これら公開キー
ＫＰｕのすべてのアプリケーションを、以下のようなア
プリケーションのみに制限する。これらアプリケーショ
ンは、第１制御ベクトルＣＶ１の履歴フィールド１０４
中に書込まれた保全性の実際のレベルより大きくない保
全性レベルを要求する。
ＫＰｕのすべてのアプリケーションを、以下のようなア
プリケーションのみに制限する。これらアプリケーショ
ンは、第１制御ベクトルＣＶ１の履歴フィールド１０４
中に書込まれた保全性の実際のレベルより大きくない保
全性レベルを要求する。
【００２３】図４の選択ステップ４０８によって中間レ
ベルの保全性が公開キーＫＰｕおよびそれと関連する制
御ベクトルの送信に必要となることを決定した場合に、
この方法はステップ４２４に移る。本例のためのデータ
フロー・ダイヤグラムが図７に示されている。次に、ス
テップ４２６において、空白履歴フィールド１０４を有
する第２の制御ベクトルＣＶ２を、送信側、即ち、第１
データ・プロセッサ２０において生成する。また、ステ
ップ４２８において、公開キーＫＰｕおよびそれと関連
する制御ベクトルＣＶ２を第１データ・プロセッサ２０
から通信ネットワーク１０を経て第２データ・プロセッ
サ２０′へ、第２レベルの保全性を使用して送信する。
ベルの保全性が公開キーＫＰｕおよびそれと関連する制
御ベクトルの送信に必要となることを決定した場合に、
この方法はステップ４２４に移る。本例のためのデータ
フロー・ダイヤグラムが図７に示されている。次に、ス
テップ４２６において、空白履歴フィールド１０４を有
する第２の制御ベクトルＣＶ２を、送信側、即ち、第１
データ・プロセッサ２０において生成する。また、ステ
ップ４２８において、公開キーＫＰｕおよびそれと関連
する制御ベクトルＣＶ２を第１データ・プロセッサ２０
から通信ネットワーク１０を経て第２データ・プロセッ
サ２０′へ、第２レベルの保全性を使用して送信する。
【００２４】次に、第２データ・プロセッサ２０′で
は、公開キーを受取るステップが、ステップ４３０で示
したように始まる。次に、ステップ４３２では、公開キ
ーＫＰｕおよび関連する制御ベクトルＣＶ２を、第２デ
ータ・プロセッサ２０′で受信した実際のレベルの保全
性に対して検査する。
は、公開キーを受取るステップが、ステップ４３０で示
したように始まる。次に、ステップ４３２では、公開キ
ーＫＰｕおよび関連する制御ベクトルＣＶ２を、第２デ
ータ・プロセッサ２０′で受信した実際のレベルの保全
性に対して検査する。
【００２５】次に、本発明によれば、実際のレベルの保
全性を、ステップ４３４で示したように第２データ・プ
ロセッサにおいて、第２制御ベクトルＣＶ２の履歴フィ
ールド１０４に書込む。
全性を、ステップ４３４で示したように第２データ・プ
ロセッサにおいて、第２制御ベクトルＣＶ２の履歴フィ
ールド１０４に書込む。
【００２６】その後、ステップ４３６において、すべて
の公開キーＫＰｕのアプリケーションを、第２制御ベク
トルＣＶ２の履歴フィールドの実際のレベルより大きく
ないレベルの保全性を要求するアプリケーションのみに
制限する。
の公開キーＫＰｕのアプリケーションを、第２制御ベク
トルＣＶ２の履歴フィールドの実際のレベルより大きく
ないレベルの保全性を要求するアプリケーションのみに
制限する。
【００２７】図４および図５のフロー・ダイヤグラムに
示した方法において、選択ステップ４０８によって高レ
ベルの保全性が公開キーおよびそれの制御ベクトルの送
信のために選択されていることを決定した場合に、この
フロー・ダイヤグラムはステップ４３８に移る。この例
に対するデータフロー・ダイヤグラムが図８に示されて
いる。ステップ４４０で示すように、空白履歴フィール
ドを有する第３制御ベクトルＣＶ３を第１データ・プロ
セッサ２０において生成する。次に、ステップ４４２
は、公開キーＫＰｕおよびその第３制御ベクトルＣＶ３
が第１データ・プロセッサ２０から通信ネットワーク１
０を介して第２データ・プロセッサ２０′へ送信される
のを示す。
示した方法において、選択ステップ４０８によって高レ
ベルの保全性が公開キーおよびそれの制御ベクトルの送
信のために選択されていることを決定した場合に、この
フロー・ダイヤグラムはステップ４３８に移る。この例
に対するデータフロー・ダイヤグラムが図８に示されて
いる。ステップ４４０で示すように、空白履歴フィール
ドを有する第３制御ベクトルＣＶ３を第１データ・プロ
セッサ２０において生成する。次に、ステップ４４２
は、公開キーＫＰｕおよびその第３制御ベクトルＣＶ３
が第１データ・プロセッサ２０から通信ネットワーク１
０を介して第２データ・プロセッサ２０′へ送信される
のを示す。
【００２８】次に、ステップ４４４は、第２データ・プ
ロセッサ２０′において公開キーを受取る受取りステッ
プの開始を示す。次に、これら公開キーＫＰｕおよび制
御ベクトルＣＶ３を、ステップ４４６で示すように、第
２データ・プロセッサ２０′で受信した実際のレベルの
保全性に対して検査する。
ロセッサ２０′において公開キーを受取る受取りステッ
プの開始を示す。次に、これら公開キーＫＰｕおよび制
御ベクトルＣＶ３を、ステップ４４６で示すように、第
２データ・プロセッサ２０′で受信した実際のレベルの
保全性に対して検査する。
【００２９】次に、本発明によれば、実際のレベルの保
全性を、第２データ・プロセッサ２０′における制御ベ
クトルＣＶ３の履歴フィールド１０４に書込む。
全性を、第２データ・プロセッサ２０′における制御ベ
クトルＣＶ３の履歴フィールド１０４に書込む。
【００３０】その後、ステップ４５０では、公開キーＫ
Ｐｕのすべてのアプリケーションを、第３制御ベクトル
ＣＶ３の履歴フィールド１０４に書込まれた保全性の実
際のレベルより大きくないレベルの保全性を要求するア
プリケーションのみに制限する。
Ｐｕのすべてのアプリケーションを、第３制御ベクトル
ＣＶ３の履歴フィールド１０４に書込まれた保全性の実
際のレベルより大きくないレベルの保全性を要求するア
プリケーションのみに制限する。
【００３１】図６は、図４の方法ステップ４１０〜４２
２に示した低保全性送信の一例のデータフロー・ダイヤ
グラムを示す。図６において、公開キーＫＰｕ１００お
よび制御ベクトルＣＶ１０２が、データ・プロセッサ２
０である送信位置に示されている。所期の保全性フィー
ルド１０３と保全性履歴フィールド１０４を有する制御
ベクトル１０２が示されている。所期の保全性フィール
ド１０３は任意であり、送信位置すなわちデータ・プロ
セッサ２０で書き込まれた２進値を有している。この２
進値は、第２データ・プロセッサ２０′である受信位置
への送信についての所期の保全性を表している。本例に
おいては、保全性のレベルは、低レベルのものに対して
は２進値“０１”で、中間レベルの保全性に対しては２
進値“１０”で、高レベルの保全性に対しては２進値
“１１”によって表される。図６に関連した低レベルの
保全性の送信は、所期の保全性フィールド１０３におけ
る制御ベクトル１０２に書込まれた値“０１”を有して
いる。そして、公開キーＫＰｕ１００と制御ベクトルＣ
Ｖ１ １０２を通信リンク１０を介してデータ・プロセ
ッサ２０′である受信位置に送信する。
２に示した低保全性送信の一例のデータフロー・ダイヤ
グラムを示す。図６において、公開キーＫＰｕ１００お
よび制御ベクトルＣＶ１０２が、データ・プロセッサ２
０である送信位置に示されている。所期の保全性フィー
ルド１０３と保全性履歴フィールド１０４を有する制御
ベクトル１０２が示されている。所期の保全性フィール
ド１０３は任意であり、送信位置すなわちデータ・プロ
セッサ２０で書き込まれた２進値を有している。この２
進値は、第２データ・プロセッサ２０′である受信位置
への送信についての所期の保全性を表している。本例に
おいては、保全性のレベルは、低レベルのものに対して
は２進値“０１”で、中間レベルの保全性に対しては２
進値“１０”で、高レベルの保全性に対しては２進値
“１１”によって表される。図６に関連した低レベルの
保全性の送信は、所期の保全性フィールド１０３におけ
る制御ベクトル１０２に書込まれた値“０１”を有して
いる。そして、公開キーＫＰｕ１００と制御ベクトルＣ
Ｖ１ １０２を通信リンク１０を介してデータ・プロセ
ッサ２０′である受信位置に送信する。
【００３２】受信位置において、受信公開キーＫＰｕ１
００と制御ベクトルＣＶ１ １０２とに対して検査が実
行され、これによって受信した保全性の実際のレベルを
決定する。検査の種類は送信側と受信側との間の事前の
取決めによって決定できる。本例においては、検査の種
類は、所期の保全性フィールド１０３における値に基づ
かせることができる。送信者によって、受信者に対し
て、どのような種類の受取り保全性検査を実行すべきで
あるかを伝えることによって、他の方法を使用できる。
受信者に対して、適用すべき検査の形式を独立に選択で
きる。更に、受信者は、保全性に対して何ら検査しない
ように選ぶこともでき、その場合は、受取りの保全性の
属性は、最低レベルである。検査は多くの方法によって
実行でき、例えば変更検出コード（ＭＤＣ）またはディ
ジタル署名またはＭＤＣ保全性方法と１個以上のディジ
タル署名の組合せによって実行でき、検査は、公開キー
ＫＰｕと制御ベクトルＣＶ１に関連している。これらキ
ーおよび制御ベクトルの両方に対する保全性の所期のレ
ベルを確保するために、ＭＤＣまたはディジタル署名ま
たは、これらの組合せたものを、キーと制御ベクトルの
両者の連結組合せに基いて演算する。ユーザ規定フィー
ルドがキーと制御ベクトルと連結された場合に、これを
ＭＤＣまたは署名演算に包含させることができる。
００と制御ベクトルＣＶ１ １０２とに対して検査が実
行され、これによって受信した保全性の実際のレベルを
決定する。検査の種類は送信側と受信側との間の事前の
取決めによって決定できる。本例においては、検査の種
類は、所期の保全性フィールド１０３における値に基づ
かせることができる。送信者によって、受信者に対し
て、どのような種類の受取り保全性検査を実行すべきで
あるかを伝えることによって、他の方法を使用できる。
受信者に対して、適用すべき検査の形式を独立に選択で
きる。更に、受信者は、保全性に対して何ら検査しない
ように選ぶこともでき、その場合は、受取りの保全性の
属性は、最低レベルである。検査は多くの方法によって
実行でき、例えば変更検出コード（ＭＤＣ）またはディ
ジタル署名またはＭＤＣ保全性方法と１個以上のディジ
タル署名の組合せによって実行でき、検査は、公開キー
ＫＰｕと制御ベクトルＣＶ１に関連している。これらキ
ーおよび制御ベクトルの両方に対する保全性の所期のレ
ベルを確保するために、ＭＤＣまたはディジタル署名ま
たは、これらの組合せたものを、キーと制御ベクトルの
両者の連結組合せに基いて演算する。ユーザ規定フィー
ルドがキーと制御ベクトルと連結された場合に、これを
ＭＤＣまたは署名演算に包含させることができる。
【００３３】本発明の他の実施例によれば、制御ベクト
ル１０２を、他手段、例えばＣＦＡＰ３４またはメモリ
４６内の記憶手段によって受信位置２０′に設けること
もできる。制御ベクトル１０２をアクセスし、このベク
トルの空白履歴フィールド１０４を本発明によって書込
む。この変更例によれば、ＭＤＣまたはディジタル署名
を公開キー１００に基づいて演算する。
ル１０２を、他手段、例えばＣＦＡＰ３４またはメモリ
４６内の記憶手段によって受信位置２０′に設けること
もできる。制御ベクトル１０２をアクセスし、このベク
トルの空白履歴フィールド１０４を本発明によって書込
む。この変更例によれば、ＭＤＣまたはディジタル署名
を公開キー１００に基づいて演算する。
【００３４】図６の例においては、送信に対する低レベ
ルの保全性は、対応するＭＤＣまたはディジタル署名を
有していない。ＭＤＣまたはディジタル署名のような追
加のデータ対象が存在しないことを検査で確かめるの
で、受信した保全性のレベルは、本例では、低レベルと
見なされ、“０１”の２進値が割当てられる。この２進
値を、図６に示したように制御ベクトル１０２の履歴フ
ィールド１０４に書込む。
ルの保全性は、対応するＭＤＣまたはディジタル署名を
有していない。ＭＤＣまたはディジタル署名のような追
加のデータ対象が存在しないことを検査で確かめるの
で、受信した保全性のレベルは、本例では、低レベルと
見なされ、“０１”の２進値が割当てられる。この２進
値を、図６に示したように制御ベクトル１０２の履歴フ
ィールド１０４に書込む。
【００３５】次に、データ・プロセッサ２０′である受
信位置において、公開キーＫＰｕ１００を前記Ｓ．Ｍ．
Ｍａｔｙａｓらの引用特許明細書に記載されたような方
法と同様な暗号化された形式で記憶する。特に、公開キ
ーＫＰｕ１００を暗号装置３０でマスターキーＫＭによ
って暗号化する。制御ベクトルＣＶ１とマスターキーＫ
Ｍとの排他的論理和をとり、更にこのベクトルＣＶ１
を、キーＫＰｕ１００の暗号化に対しキータイプ表現と
して使用するので、その結果として、ｅ* ＫＭ．ＣＶ１
（ＫＰｕ）として表される公開キーＫＰｕ１００の暗号
化された形式１０１が得られる。この公開キーＫＰｕ１
００の暗号化された形式１０１を、受信位置データ・プ
ロセッサ２０′内の暗号キーデータ・セット３２（ＣＫ
ＤＳ）に記憶する。
信位置において、公開キーＫＰｕ１００を前記Ｓ．Ｍ．
Ｍａｔｙａｓらの引用特許明細書に記載されたような方
法と同様な暗号化された形式で記憶する。特に、公開キ
ーＫＰｕ１００を暗号装置３０でマスターキーＫＭによ
って暗号化する。制御ベクトルＣＶ１とマスターキーＫ
Ｍとの排他的論理和をとり、更にこのベクトルＣＶ１
を、キーＫＰｕ１００の暗号化に対しキータイプ表現と
して使用するので、その結果として、ｅ* ＫＭ．ＣＶ１
（ＫＰｕ）として表される公開キーＫＰｕ１００の暗号
化された形式１０１が得られる。この公開キーＫＰｕ１
００の暗号化された形式１０１を、受信位置データ・プ
ロセッサ２０′内の暗号キーデータ・セット３２（ＣＫ
ＤＳ）に記憶する。
【００３６】公開キーＫＰｕおよび秘密キーＫＰｒを、
極めて長いキー表現を生成する公開キー生成アルゴリズ
ムによって生成する。これらキーＫＰｕおよびＫＰｒ用
の比較的長い表現を収容するために、６４バイト・フィ
ールドをこのキーに割当てる。公開キー生成アルゴリズ
ムによって、６４バイトより短い公開キーＫＰｕを生成
する場合に、埋込み（ｐａｄｄｉｎｇ）ゼロを、キーＫ
Ｐｕの開始部または終了部に挿入することによって、６
４バイトの全量が得られる。公開キーＫＰｕに属する最
大長に対し他の長さを選択できる。前記Ｓ．Ｍ．Ｍａｔ
ｙａｓらの引用特許に記載されている暗号アーキテクチ
ュアを使用する公開キーＫＰｕの暗号化および復号用の
技術は、６４ビットのオペランドおよびキー表現を用い
る。暗号ブロック・チェーニング（ＣＢＣ）を暗号化お
よび復号のモードとして用いる。暗号化および復号の特
定暗号ブロック・チェーニング・モードは、ＡＮＳＩ
Ｃｒｙｐｔｏｇｒａｐｈｉｃ Ｍｏｄｅｓ ｏｆ Ｏｐ
ｅｒａｔｉｏｎＸ３．１０６−１９８３において特定さ
れたものである。図９および図１０は、暗号化および復
号のＣＢＣモードを示す。暗号化ＣＢＣモードの図９に
おいて、ＫＰｕは８個の６４ビットの連続部分Ａ１，Ａ
２，Ａ３，…，Ａ８の連結である６４バイト表現であ
る。キーは、制御ベクトルＣＶ１と排他的論理和をとっ
たマスターキーＫＭである。初期チェーニング・ベクト
ルＩＣＶをゼロにセットする。暗号化ＣＢＣモードに関
する図９から明らかなように、ゼロのベクトルＩＣＶを
Ａ１と排他的論理和を取り、オペランドとして、データ
暗号化アルゴリズム・ブロックｅへ入力する。その６４
ビットキーは、ＫＭとＣＶ１との排他的論理和をとった
ものである。前記Ｓ．Ｍ．Ｍａｔｙａｓらの引用特許に
示されているように、ＫＭは１２８ビット長さのマスタ
ーキーの左半分である。暗号化機関ｅから出力された暗
号文表現Ｅ１は６４ビット表現であり、これは次の６４
ビットのＫＰｕ、即ち、Ａ２と排他的論理和が求められ
る。この排他的論理和をとったものをオペランドとして
暗号化機関に与える。この暗号化機関は、制御ベクトル
と排他的論理和をとられた同一のキーＫＭを使用してい
る。この動作を、ＫＰｕに対する６４バイト表現の８個
の６４ビット部分のすべてが暗号化されるまで継続す
る。その結果、８個の６４ビットの暗号化テキスト表現
Ｅ１，Ｅ２，Ｅ３，…，Ｅ８が得られ、これは暗号化し
たＫＰｕ１０１の連結表示である。前記Ｓ．Ｍ．Ｍａｔ
ｙａｓらの特許に記載されているように、暗号化，復
号，暗号化シーケンスを実行することによってオペラン
ドＫＰｕを多重暗号化する。図１０は、ＣＢＣモードの
復号を示し、この動作は、図９のＣＢＣモードの暗号化
動作と同様の動作を行う。制御ベクトルを使用する暗号
化または復号を公開キーＫＰｕに適用した場合に、暗号
ブロック・チェーニング暗号化および復号プロセスは、
前述したように、データ暗号化または復号モードとな
る。追加のオプションとして、前述した米国特許第４，
９２４，４１５号明細書の拡張した制御ベクトル特徴を
使用して、６４ビットまたは１２８ビットより長い拡張
した制御ベクトルＣＶ１′を使用できる。
極めて長いキー表現を生成する公開キー生成アルゴリズ
ムによって生成する。これらキーＫＰｕおよびＫＰｒ用
の比較的長い表現を収容するために、６４バイト・フィ
ールドをこのキーに割当てる。公開キー生成アルゴリズ
ムによって、６４バイトより短い公開キーＫＰｕを生成
する場合に、埋込み（ｐａｄｄｉｎｇ）ゼロを、キーＫ
Ｐｕの開始部または終了部に挿入することによって、６
４バイトの全量が得られる。公開キーＫＰｕに属する最
大長に対し他の長さを選択できる。前記Ｓ．Ｍ．Ｍａｔ
ｙａｓらの引用特許に記載されている暗号アーキテクチ
ュアを使用する公開キーＫＰｕの暗号化および復号用の
技術は、６４ビットのオペランドおよびキー表現を用い
る。暗号ブロック・チェーニング（ＣＢＣ）を暗号化お
よび復号のモードとして用いる。暗号化および復号の特
定暗号ブロック・チェーニング・モードは、ＡＮＳＩ
Ｃｒｙｐｔｏｇｒａｐｈｉｃ Ｍｏｄｅｓ ｏｆ Ｏｐ
ｅｒａｔｉｏｎＸ３．１０６−１９８３において特定さ
れたものである。図９および図１０は、暗号化および復
号のＣＢＣモードを示す。暗号化ＣＢＣモードの図９に
おいて、ＫＰｕは８個の６４ビットの連続部分Ａ１，Ａ
２，Ａ３，…，Ａ８の連結である６４バイト表現であ
る。キーは、制御ベクトルＣＶ１と排他的論理和をとっ
たマスターキーＫＭである。初期チェーニング・ベクト
ルＩＣＶをゼロにセットする。暗号化ＣＢＣモードに関
する図９から明らかなように、ゼロのベクトルＩＣＶを
Ａ１と排他的論理和を取り、オペランドとして、データ
暗号化アルゴリズム・ブロックｅへ入力する。その６４
ビットキーは、ＫＭとＣＶ１との排他的論理和をとった
ものである。前記Ｓ．Ｍ．Ｍａｔｙａｓらの引用特許に
示されているように、ＫＭは１２８ビット長さのマスタ
ーキーの左半分である。暗号化機関ｅから出力された暗
号文表現Ｅ１は６４ビット表現であり、これは次の６４
ビットのＫＰｕ、即ち、Ａ２と排他的論理和が求められ
る。この排他的論理和をとったものをオペランドとして
暗号化機関に与える。この暗号化機関は、制御ベクトル
と排他的論理和をとられた同一のキーＫＭを使用してい
る。この動作を、ＫＰｕに対する６４バイト表現の８個
の６４ビット部分のすべてが暗号化されるまで継続す
る。その結果、８個の６４ビットの暗号化テキスト表現
Ｅ１，Ｅ２，Ｅ３，…，Ｅ８が得られ、これは暗号化し
たＫＰｕ１０１の連結表示である。前記Ｓ．Ｍ．Ｍａｔ
ｙａｓらの特許に記載されているように、暗号化，復
号，暗号化シーケンスを実行することによってオペラン
ドＫＰｕを多重暗号化する。図１０は、ＣＢＣモードの
復号を示し、この動作は、図９のＣＢＣモードの暗号化
動作と同様の動作を行う。制御ベクトルを使用する暗号
化または復号を公開キーＫＰｕに適用した場合に、暗号
ブロック・チェーニング暗号化および復号プロセスは、
前述したように、データ暗号化または復号モードとな
る。追加のオプションとして、前述した米国特許第４，
９２４，４１５号明細書の拡張した制御ベクトル特徴を
使用して、６４ビットまたは１２８ビットより長い拡張
した制御ベクトルＣＶ１′を使用できる。
【００３７】図６から明らかなように、要求される保全
性レベルを有するアプリケーションで使用するために公
開キーをＣＫＤＳ３２から回復させたい場合に、暗号化
した形式１０１をＣＫＤＳ３２からアクセスし、暗号装
置３０の命令プロセッサ４２に配送する。対応する制御
ベクトルＣＶ１を、ＣＫＤＳ３２，ＣＦ環境メモリ４
６，ＣＦＡＰ３４または他のところへ記憶できる。命令
プロセッサ４２によって、制御ベクトルＣＶ１の履歴フ
ィールド１０４をチェックして、ＫＰｕ１００の実際の
保全性が、要求されたアプリケーションに対して十分な
ものであることを確認する。公開キーＫＰｕが十分な保
全性レベルを有していることが分かったならば、ＣＫＤ
Ｓ３２からアクセスされた暗号化形式１０１により回復
できる。この回復動作はマスターキーＫＭと、制御ベク
トルＣＶ１との排他的論理和を求め、これによってキー
タイプ表現を構成する。この表現は、公開キーＫＰｕの
暗号化形式１０１の復号に使用される。この形式１０１
は、即ちｅ* ＫＭ．ＣＶ１（ＫＰｕ）であり、この結
果、公開キーＫＰｕの復号された形式１００となり、こ
れは同一またはそれより低い保全性を要求するアプリケ
ーションの使用のために準備される。制御ベクトルＣＶ
１ １０２に対する他の表現は、公開キーＫＰｕ１００
の正しい形式の回復を成功させない。
性レベルを有するアプリケーションで使用するために公
開キーをＣＫＤＳ３２から回復させたい場合に、暗号化
した形式１０１をＣＫＤＳ３２からアクセスし、暗号装
置３０の命令プロセッサ４２に配送する。対応する制御
ベクトルＣＶ１を、ＣＫＤＳ３２，ＣＦ環境メモリ４
６，ＣＦＡＰ３４または他のところへ記憶できる。命令
プロセッサ４２によって、制御ベクトルＣＶ１の履歴フ
ィールド１０４をチェックして、ＫＰｕ１００の実際の
保全性が、要求されたアプリケーションに対して十分な
ものであることを確認する。公開キーＫＰｕが十分な保
全性レベルを有していることが分かったならば、ＣＫＤ
Ｓ３２からアクセスされた暗号化形式１０１により回復
できる。この回復動作はマスターキーＫＭと、制御ベク
トルＣＶ１との排他的論理和を求め、これによってキー
タイプ表現を構成する。この表現は、公開キーＫＰｕの
暗号化形式１０１の復号に使用される。この形式１０１
は、即ちｅ* ＫＭ．ＣＶ１（ＫＰｕ）であり、この結
果、公開キーＫＰｕの復号された形式１００となり、こ
れは同一またはそれより低い保全性を要求するアプリケ
ーションの使用のために準備される。制御ベクトルＣＶ
１ １０２に対する他の表現は、公開キーＫＰｕ１００
の正しい形式の回復を成功させない。
【００３８】図７は、第１データ・プロセッサ２０か
ら、通信ネットワーク１０を経て第２データ・プロセッ
サ２０′へ、公開キーＫＰｕ１００とその制御ベクトル
ＣＶ２を送信する場合の、中間レベルの保全性の例にお
けるデータフロー・ダイヤグラムを示す。これは図５の
方法のステップ４２４〜４３６に相当するものである。
ら、通信ネットワーク１０を経て第２データ・プロセッ
サ２０′へ、公開キーＫＰｕ１００とその制御ベクトル
ＣＶ２を送信する場合の、中間レベルの保全性の例にお
けるデータフロー・ダイヤグラムを示す。これは図５の
方法のステップ４２４〜４３６に相当するものである。
【００３９】図７において、この送信における保全性の
所期のレベルが中間レベルであるので、対応する２進値
“１０”は、データ・プロセッサ２０である送信位置で
の制御ベクトルＣＶ２の所期の保全性フィールド１０３
に任意に書込まれる。このように送信の中間レベルの保
全性の例においては、変更検出コード（ＭＤＣ）を、Ｋ
Ｐｕ１００とＣＶ２ １０２の連続表現に対して演算す
る。このような変更検出コードの演算は、上述した米国
特許第４，９０８，８６１号明細書に詳述されている。
変更検出コードをリンクを介して高レベルの保全性で、
データ・プロセッサ２０′である受信位置へ送信するこ
とができる。これは公開キーＫＰｕ１００と制御ベクト
ルＣＶ２ １０２の送信と同時に実行される。あるい
は、ＭＤＣを予め演算し、クーリエ（ｃｏｕｒｉｅｒ）
のような高保全性リンクによって受信位置２０′または
スマートカードに配送することもできる。いずれの場合
においても、公開キーＫＰｕ１００とそれに対応する制
御ベクトルＣＶ２１０２が受信位置、即ちデータ・プロ
セッサ２０′に送信される。
所期のレベルが中間レベルであるので、対応する２進値
“１０”は、データ・プロセッサ２０である送信位置で
の制御ベクトルＣＶ２の所期の保全性フィールド１０３
に任意に書込まれる。このように送信の中間レベルの保
全性の例においては、変更検出コード（ＭＤＣ）を、Ｋ
Ｐｕ１００とＣＶ２ １０２の連続表現に対して演算す
る。このような変更検出コードの演算は、上述した米国
特許第４，９０８，８６１号明細書に詳述されている。
変更検出コードをリンクを介して高レベルの保全性で、
データ・プロセッサ２０′である受信位置へ送信するこ
とができる。これは公開キーＫＰｕ１００と制御ベクト
ルＣＶ２ １０２の送信と同時に実行される。あるい
は、ＭＤＣを予め演算し、クーリエ（ｃｏｕｒｉｅｒ）
のような高保全性リンクによって受信位置２０′または
スマートカードに配送することもできる。いずれの場合
においても、公開キーＫＰｕ１００とそれに対応する制
御ベクトルＣＶ２１０２が受信位置、即ちデータ・プロ
セッサ２０′に送信される。
【００４０】データ・プロセッサ２０′である受信位置
において、変更検出コードＭＤＣ′を、通信ネットワー
ク１０を介して受信したときに、公開キーＫＰｕ１００
と制御ベクトルＣＶ２ １０２の連結表現に基づいて演
算する。次に、この受信位置において、受信位置へ高い
保全性で予め送信されたＭＤＣが、丁度受信したＫＰｕ
とＣＶ２との値から演算されるＭＤＣ′に等しいもので
あるかどうかを決定する。もし、これらＭＤＣとＭＤ
Ｃ′とが等しい場合に、履歴フィールド１０４をセット
して、２進値“１０”である中間レベルの保全性を表示
する。また、ＭＤＣがＭＤＣ′に等しくない場合に、制
御ベクトル１０２の履歴フィールド１０４をセットし
て、低レベルの保全性、即ち、２進値“０１”を表示す
る。
において、変更検出コードＭＤＣ′を、通信ネットワー
ク１０を介して受信したときに、公開キーＫＰｕ１００
と制御ベクトルＣＶ２ １０２の連結表現に基づいて演
算する。次に、この受信位置において、受信位置へ高い
保全性で予め送信されたＭＤＣが、丁度受信したＫＰｕ
とＣＶ２との値から演算されるＭＤＣ′に等しいもので
あるかどうかを決定する。もし、これらＭＤＣとＭＤ
Ｃ′とが等しい場合に、履歴フィールド１０４をセット
して、２進値“１０”である中間レベルの保全性を表示
する。また、ＭＤＣがＭＤＣ′に等しくない場合に、制
御ベクトル１０２の履歴フィールド１０４をセットし
て、低レベルの保全性、即ち、２進値“０１”を表示す
る。
【００４１】図７から明らかなように、制御ベクトルＣ
Ｖ２を使用して、受信位置に公開キーＫＰｕ１００を、
前記Ｓ．Ｍ．Ｍａｔｙａｓらの特許および特許出願明細
書に記載されている方法と同様な方法で記憶する。図７
から理解できるように、公開キーＫＰｕ１００を暗号装
置３０内のマスターキーＫＭに基いて暗号化する。これ
は、マスターキーＫＭと制御ベクトルＣＶ２とを排他的
ＯＲをとり、これらを公開キーＫＰｕの暗号化動作にお
けるキータイプ表現として使用することにより実行でき
る。このことによって、形式ｅ* ＫＭ．ＣＶ２（ＫＰ
ｕ）を有するＫＰｕの暗号化した形式１０１が得られ
る。次に、このＫＰｕの暗号化した形式１０１を、受信
位置、即ちデータ・プロセッサ２０′における暗号キー
データ・セット３２（ＣＫＤＳ）に記憶する。
Ｖ２を使用して、受信位置に公開キーＫＰｕ１００を、
前記Ｓ．Ｍ．Ｍａｔｙａｓらの特許および特許出願明細
書に記載されている方法と同様な方法で記憶する。図７
から理解できるように、公開キーＫＰｕ１００を暗号装
置３０内のマスターキーＫＭに基いて暗号化する。これ
は、マスターキーＫＭと制御ベクトルＣＶ２とを排他的
ＯＲをとり、これらを公開キーＫＰｕの暗号化動作にお
けるキータイプ表現として使用することにより実行でき
る。このことによって、形式ｅ* ＫＭ．ＣＶ２（ＫＰ
ｕ）を有するＫＰｕの暗号化した形式１０１が得られ
る。次に、このＫＰｕの暗号化した形式１０１を、受信
位置、即ちデータ・プロセッサ２０′における暗号キー
データ・セット３２（ＣＫＤＳ）に記憶する。
【００４２】後に、要求されるレベルの保全性を有する
アプリケーションで使用するために、公開キーＫＰｕを
その暗号化した形式１０１から回復させたい場合には、
キーＫＰｕの暗号化した形式１０１を暗号化キーデータ
・セット３２からアクセスする。次に、暗号装置３０の
命令プロセッサ４２によって制御ベクトルＣＶ２の履歴
フィールド１０４をチェックして、公開キーＫＰｕの実
際の保全性が要求されたアプリケーションに対して十分
なものであることを確認する。この保全性が十分なもの
であると決定した場合には、キーＫＰｕが回復できる。
アプリケーションで使用するために、公開キーＫＰｕを
その暗号化した形式１０１から回復させたい場合には、
キーＫＰｕの暗号化した形式１０１を暗号化キーデータ
・セット３２からアクセスする。次に、暗号装置３０の
命令プロセッサ４２によって制御ベクトルＣＶ２の履歴
フィールド１０４をチェックして、公開キーＫＰｕの実
際の保全性が要求されたアプリケーションに対して十分
なものであることを確認する。この保全性が十分なもの
であると決定した場合には、キーＫＰｕが回復できる。
【００４３】この回復動作では、制御ベクトルＣＶ２と
マスターキーＫＭとの排他的ＯＲ処理が必要であり、こ
れを、公開キーＫＰｕの暗号化形式１０１に対する復号
動作におけるキータイプ表現として使用でき、この暗号
化形式１０１はＣＫＤＳ３２からアクセスされたもので
ある。復号動作の結果によって、ＫＰｕ１００の値が与
えられ、これは同一またはそれより低い保全性を必要と
するアプリケーションで使用できる準備される。
マスターキーＫＭとの排他的ＯＲ処理が必要であり、こ
れを、公開キーＫＰｕの暗号化形式１０１に対する復号
動作におけるキータイプ表現として使用でき、この暗号
化形式１０１はＣＫＤＳ３２からアクセスされたもので
ある。復号動作の結果によって、ＫＰｕ１００の値が与
えられ、これは同一またはそれより低い保全性を必要と
するアプリケーションで使用できる準備される。
【００４４】図８は、公開キーＫＰＵとそれに対応する
制御ベクトルＣＶ３の、高レベルの保全性送信の例に対
するデータフロー・ダイヤグラムを示す。本例では、高
レベルの保全性は、例えば、前述したＩＥＥＥの記事に
開示された公開キー・アルゴリズム・ディジタル署名の
ようなディジタル署名１０７を使用することによって実
施される。このディジタル署名１０７を、送信位置、即
ちディジタル・プロセッサ２０で公開キーＫＰｕ１００
と制御ベクトルＣＶ３に基づいて演算する。所期の保全
性フィールド１０３は、２進値“１１”を任意に有し、
この２進値は送信のための高レベルの保全性に相当する
フィールド中に書込まれる。次に、これらＫＰｕとＣＶ
３とを通信ネットワーク１０を介して、ディジタル署名
１０７と共に、データ・プロセッサ２０′に送信する。
制御ベクトルＣＶ３の、高レベルの保全性送信の例に対
するデータフロー・ダイヤグラムを示す。本例では、高
レベルの保全性は、例えば、前述したＩＥＥＥの記事に
開示された公開キー・アルゴリズム・ディジタル署名の
ようなディジタル署名１０７を使用することによって実
施される。このディジタル署名１０７を、送信位置、即
ちディジタル・プロセッサ２０で公開キーＫＰｕ１００
と制御ベクトルＣＶ３に基づいて演算する。所期の保全
性フィールド１０３は、２進値“１１”を任意に有し、
この２進値は送信のための高レベルの保全性に相当する
フィールド中に書込まれる。次に、これらＫＰｕとＣＶ
３とを通信ネットワーク１０を介して、ディジタル署名
１０７と共に、データ・プロセッサ２０′に送信する。
【００４５】公開キーＫＰｕとその制御ベクトルＣＶ３
とを、固定長のハッシュされた（ｈａｓｈｅｄ）表現に
ハッシュすることによって、ディジタル署名１０７を形
成でき、この固定長のハッシュされた表現を、送信位置
に保有された秘密キーＫＰｒを使用して暗号化する。秘
密キーＫＰｒが公開キーＫＰｕ１００に対応するキーで
ある場合、ディジタル署名１０７は自己署名と呼ばれ
る。ディジタル署名１０７を形成するのに使用される秘
密キーが他の秘密キーＫＰｒ２である場合、データ・プ
ロセッサ２０′での受信者は、対応する公開キーＫＰｕ
２を予め保有する必要がある。データ・プロセッサ２０
における真正の送信者以外の者が両方の秘密キーＫＰｒ
２，ＫＰｒを有することはありえそうもないので、これ
は自己署名法より高い、ＫＰｕおよびＣＶ３の送信に対
する保全性レベルである。
とを、固定長のハッシュされた（ｈａｓｈｅｄ）表現に
ハッシュすることによって、ディジタル署名１０７を形
成でき、この固定長のハッシュされた表現を、送信位置
に保有された秘密キーＫＰｒを使用して暗号化する。秘
密キーＫＰｒが公開キーＫＰｕ１００に対応するキーで
ある場合、ディジタル署名１０７は自己署名と呼ばれ
る。ディジタル署名１０７を形成するのに使用される秘
密キーが他の秘密キーＫＰｒ２である場合、データ・プ
ロセッサ２０′での受信者は、対応する公開キーＫＰｕ
２を予め保有する必要がある。データ・プロセッサ２０
における真正の送信者以外の者が両方の秘密キーＫＰｒ
２，ＫＰｒを有することはありえそうもないので、これ
は自己署名法より高い、ＫＰｕおよびＣＶ３の送信に対
する保全性レベルである。
【００４６】データ・プロセッサ２０′である受信位置
において、公開キーＫＰｕと制御ベクトルＣＶ３とを使
用して、ディジタル署名１０７を確認する。ディジタル
署名１０７が有効であれば、制御ベクトル１０２の履歴
フィールド１０４を“１１”の値にセットする。この値
は、受信したときハイレベルの保全性を表す。ディジタ
ル署名１０７が有効であると見い出せない場合には、保
全性のレベルが実際の保全性の低レベルとして見なさ
れ、“０１”の２進値を制御ベクトル１０２０の履歴フ
ィールド１０４に書込む。次に、公開キーＫＰｕ２を前
述したように暗号化する。これは、暗号装置３０におい
てマスターキーＫＭとＣＶ３との排他的論理和をとった
ものにより公開キーＫＰｕを暗号化することによって実
現される。その後、このキーＫＰｕの暗号化形式１０１
をＣＫＤＳ３２に記憶する。
において、公開キーＫＰｕと制御ベクトルＣＶ３とを使
用して、ディジタル署名１０７を確認する。ディジタル
署名１０７が有効であれば、制御ベクトル１０２の履歴
フィールド１０４を“１１”の値にセットする。この値
は、受信したときハイレベルの保全性を表す。ディジタ
ル署名１０７が有効であると見い出せない場合には、保
全性のレベルが実際の保全性の低レベルとして見なさ
れ、“０１”の２進値を制御ベクトル１０２０の履歴フ
ィールド１０４に書込む。次に、公開キーＫＰｕ２を前
述したように暗号化する。これは、暗号装置３０におい
てマスターキーＫＭとＣＶ３との排他的論理和をとった
ものにより公開キーＫＰｕを暗号化することによって実
現される。その後、このキーＫＰｕの暗号化形式１０１
をＣＫＤＳ３２に記憶する。
【００４７】その後、キーＫＰｕを、要求レベルの保全
性を有するアプリケーションで使用するために回復させ
たい場合には、ＫＰｕの暗号化形式１０１をＣＫＤＳ３
２からアクセスする。次に、命令プロセッサ４２によっ
て制御ベクトルＣＶ３の履歴フィールド１０４をチェッ
クして、キーＫＰｕの実際の保全性が要求アプリケーシ
ョンに対して十分なものであることを確認する。ＫＰｕ
が十分な保全性を有している場合には、ＫＰｕ１００が
前述したように暗号化形式１０１から回復される。その
後、キーＫＰｕ１００の回復した値は、同一またはそれ
より低い保全性を要求するアプリケーションに用いられ
るように準備され。このようにして、公開キーに対する
受取り保全性のレベルに基いて、公開キーの使用を制御
する方法が与えられる。
性を有するアプリケーションで使用するために回復させ
たい場合には、ＫＰｕの暗号化形式１０１をＣＫＤＳ３
２からアクセスする。次に、命令プロセッサ４２によっ
て制御ベクトルＣＶ３の履歴フィールド１０４をチェッ
クして、キーＫＰｕの実際の保全性が要求アプリケーシ
ョンに対して十分なものであることを確認する。ＫＰｕ
が十分な保全性を有している場合には、ＫＰｕ１００が
前述したように暗号化形式１０１から回復される。その
後、キーＫＰｕ１００の回復した値は、同一またはそれ
より低い保全性を要求するアプリケーションに用いられ
るように準備され。このようにして、公開キーに対する
受取り保全性のレベルに基いて、公開キーの使用を制御
する方法が与えられる。
【００４８】図１１は、履歴フィールドの伝搬特性を表
すデータフロー・ダイヤグラムで、このフィールドは、
受信位置で受信した第１公開キーのための第１制御ベク
トルから、第１公開キーの保全性に基いてその保全性が
確認された第２公開キーのための第２制御ベクトルに伝
搬される。
すデータフロー・ダイヤグラムで、このフィールドは、
受信位置で受信した第１公開キーのための第１制御ベク
トルから、第１公開キーの保全性に基いてその保全性が
確認された第２公開キーのための第２制御ベクトルに伝
搬される。
【００４９】図１１の受信位置データ・プロセッサ２
０′において、開始状態は図７の終了部で見出されるも
ので、ここでは、第１の公開キーＫＰｕ１ １００およ
びそれに対応する制御ベクトルＣＶＰｕ１ １０２が記
憶されている。このＣＶＰｕ１１０２は“１０”の保全
性値を有する履歴フィールド１０４を保持しており、こ
の値は受取り保全性のレベルを表す。このレベルは、受
信位置データ・プロセッサ２０′に受取られたときのＫ
Ｐｕ１ １００に属する。良好な保全性のプラクティス
によれば、代用の公開キーＫＰｕ２を、送信位置データ
・プロセッサ２０から受信位置データ・プロセッサ２
０′へ送信することが望まれる。この場合、公開キーＫ
Ｐｕ２を受信用データ・プロセッサ２０′へ受入れ可能
なレベルの保全性で送信することが問題となる。この問
題点は、以下のように解決できる。即ち、送信位置デー
タ・プロセッサ２０において、第２公開キーＫＰｕ２
２００とそれに対応する制御ベクトルＣＶＰｕ２ ２０
２を受信位置への送信用に準備する。送信位置２０にお
いて、ＫＰｕ２ ２００と空白履歴フィールド２０４を
有するＣＶＰｕ２ ２０２との連結組合せを、１２８ビ
ット・ハッシュ表現２１０に分割する。この１２８ビッ
ト長は、本例で単に使用したもので、他の長さのものを
使用できる。次に、このハッシュ表現２１０を公開キー
・ディジタル署名オペレーションによって作動させる。
標準的な公開キー・アルゴリズムのプラクティスによれ
ば、公開キーＫＰｕ１に相当する秘密キーＫＰｒ１を使
用して、ハッシュ表現２１０を“復号”することによっ
て、ディジタル署名２２０が得られる。次に、ディジタ
ル署名２２０，公開キーＫＰｕ２ ２００およびそれに
対応する制御ベクトルＣＶＰｕ２ ２０２を、通信リン
クを介して送信位置データ・プロセッサ２０から受信位
置データ・プロセッサ２０′へ送信する。
０′において、開始状態は図７の終了部で見出されるも
ので、ここでは、第１の公開キーＫＰｕ１ １００およ
びそれに対応する制御ベクトルＣＶＰｕ１ １０２が記
憶されている。このＣＶＰｕ１１０２は“１０”の保全
性値を有する履歴フィールド１０４を保持しており、こ
の値は受取り保全性のレベルを表す。このレベルは、受
信位置データ・プロセッサ２０′に受取られたときのＫ
Ｐｕ１ １００に属する。良好な保全性のプラクティス
によれば、代用の公開キーＫＰｕ２を、送信位置データ
・プロセッサ２０から受信位置データ・プロセッサ２
０′へ送信することが望まれる。この場合、公開キーＫ
Ｐｕ２を受信用データ・プロセッサ２０′へ受入れ可能
なレベルの保全性で送信することが問題となる。この問
題点は、以下のように解決できる。即ち、送信位置デー
タ・プロセッサ２０において、第２公開キーＫＰｕ２
２００とそれに対応する制御ベクトルＣＶＰｕ２ ２０
２を受信位置への送信用に準備する。送信位置２０にお
いて、ＫＰｕ２ ２００と空白履歴フィールド２０４を
有するＣＶＰｕ２ ２０２との連結組合せを、１２８ビ
ット・ハッシュ表現２１０に分割する。この１２８ビッ
ト長は、本例で単に使用したもので、他の長さのものを
使用できる。次に、このハッシュ表現２１０を公開キー
・ディジタル署名オペレーションによって作動させる。
標準的な公開キー・アルゴリズムのプラクティスによれ
ば、公開キーＫＰｕ１に相当する秘密キーＫＰｒ１を使
用して、ハッシュ表現２１０を“復号”することによっ
て、ディジタル署名２２０が得られる。次に、ディジタ
ル署名２２０，公開キーＫＰｕ２ ２００およびそれに
対応する制御ベクトルＣＶＰｕ２ ２０２を、通信リン
クを介して送信位置データ・プロセッサ２０から受信位
置データ・プロセッサ２０′へ送信する。
【００５０】受信位置データ・プロセッサ２０′におい
て、公開キーＫＰｕ２ ２００と空白履歴フィールド２
０４を有する制御ベクトルＣＶＰｕ２ ２０２との連続
した組合せを分割して、１２８ビットのハッシュ表現２
１０′を形成する。次に、署名２２０を第１公開キーＫ
Ｐｕ１で暗号化することによって、ハッシュ表現２１０
の回復が得られる。データ・プロセッサ２０′で回復し
たハッシュ表現２１０がハッシュ表現２１０′に等しい
場合に、ディジタル署名が確認され、この受信位置によ
って、第１秘密キーＫＰｒ１の所有者が第２公開キーＫ
Ｐｕ２ ２００およびそれに対応した制御ベクトルＣＮ
Ｐｕ２ ２０２を送信したことを確認する。第１公開キ
ーＫＰｕ１ １００をチェーン内で使用して第２公開キ
ーＫＰｕ２のための受取り保全性を確立するので、第１
制御ベクトルＣＶＰｕ１ １０１、即ち、２進表現
“１”の履歴フィールド１０４における保全性のレベル
を、第２公開キーＫＰｕ２ ２００のための第２制御ベ
クトルＣＶＰｕ２ ２００の履歴フィールド２０４にコ
ピーする。このようにして、保全性のレベルを第１公開
キー１００から第２公開キー２００へ伝搬させ、履歴フ
ィールド２０４に記憶させる。
て、公開キーＫＰｕ２ ２００と空白履歴フィールド２
０４を有する制御ベクトルＣＶＰｕ２ ２０２との連続
した組合せを分割して、１２８ビットのハッシュ表現２
１０′を形成する。次に、署名２２０を第１公開キーＫ
Ｐｕ１で暗号化することによって、ハッシュ表現２１０
の回復が得られる。データ・プロセッサ２０′で回復し
たハッシュ表現２１０がハッシュ表現２１０′に等しい
場合に、ディジタル署名が確認され、この受信位置によ
って、第１秘密キーＫＰｒ１の所有者が第２公開キーＫ
Ｐｕ２ ２００およびそれに対応した制御ベクトルＣＮ
Ｐｕ２ ２０２を送信したことを確認する。第１公開キ
ーＫＰｕ１ １００をチェーン内で使用して第２公開キ
ーＫＰｕ２のための受取り保全性を確立するので、第１
制御ベクトルＣＶＰｕ１ １０１、即ち、２進表現
“１”の履歴フィールド１０４における保全性のレベル
を、第２公開キーＫＰｕ２ ２００のための第２制御ベ
クトルＣＶＰｕ２ ２００の履歴フィールド２０４にコ
ピーする。このようにして、保全性のレベルを第１公開
キー１００から第２公開キー２００へ伝搬させ、履歴フ
ィールド２０４に記憶させる。
【００５１】第２公開キーＫＰｕ２ ２００とその制御
ベクトルＣＶＰｕ２ ２０２とを、受信位置データ・プ
ロセッサ２０′で暗号化形式に記憶する。この方法は、
図６，７および８の例で説明した方法と類似のものであ
る。このようにして、連続して受信した公開キーに対す
る保全性のレベルを、チェーン化される公開キーに対し
て送信できる。通信リンクを介して受信した連続する公
開キーの各々を、すでに受信した公開キーのチェーンに
よって確認し、これらに対応する受取り保全性のレベル
をこのチェーニング動作中に送信する。
ベクトルＣＶＰｕ２ ２０２とを、受信位置データ・プ
ロセッサ２０′で暗号化形式に記憶する。この方法は、
図６，７および８の例で説明した方法と類似のものであ
る。このようにして、連続して受信した公開キーに対す
る保全性のレベルを、チェーン化される公開キーに対し
て送信できる。通信リンクを介して受信した連続する公
開キーの各々を、すでに受信した公開キーのチェーンに
よって確認し、これらに対応する受取り保全性のレベル
をこのチェーニング動作中に送信する。
【００５２】本発明の特定の実施例について説明した
が、上述した実施例に限定されず、当業者であれば本発
明の技術的思想から逸脱することなく変更することがで
きる。
が、上述した実施例に限定されず、当業者であれば本発
明の技術的思想から逸脱することなく変更することがで
きる。
【図１】本発明の暗号システムを各々に有する複数のデ
ータ・プロセッサを含む通信ネットワーク１０を示すブ
ロック図である。
ータ・プロセッサを含む通信ネットワーク１０を示すブ
ロック図である。
【図２】暗号システム２２のブロック・ダイヤグラムで
ある。
ある。
【図３】暗号装置３０のブロック・ダイヤグラムであ
る。
る。
【図４】受信した公開キーの使用を、受信用データ・プ
ロセッサで受信したとき、実際のレベルの保全性に基い
て制御するための方法のフロー・ダイヤグラムである。
ロセッサで受信したとき、実際のレベルの保全性に基い
て制御するための方法のフロー・ダイヤグラムである。
【図５】受信した公開キーの使用を、受信用データ・プ
ロセッサで受信したとき、実際のレベルの保全性に基い
て制御するための方法のフロー・ダイヤグラムである。
ロセッサで受信したとき、実際のレベルの保全性に基い
て制御するための方法のフロー・ダイヤグラムである。
【図６】公開キーとその制御ベクトルの低レベルの保全
性送信の例を示すデータフロー・ダイヤグラムである。
性送信の例を示すデータフロー・ダイヤグラムである。
【図７】公開キーとその制御ベクトルの中間レベルの保
全性送信の例を示すデータフロー・ダイヤグラムであ
る。
全性送信の例を示すデータフロー・ダイヤグラムであ
る。
【図８】公開キーとその制御ベクトルの高レベルの保全
性送信の例を示すデータフロー・ダイヤグラムである。
性送信の例を示すデータフロー・ダイヤグラムである。
【図９】暗号ブロックチェーン・モードの暗号化のデー
タフロー・ダイヤグラムである。
タフロー・ダイヤグラムである。
【図１０】暗号化ブロック阻止チェーン・モードの復号
のデータフロー・ダイヤグラムである。
のデータフロー・ダイヤグラムである。
【図１１】チェーン化した公開キーのための履歴フィー
ルドにおける保全性の伝搬を表すデータフロー・ダイヤ
グラムである。
ルドにおける保全性の伝搬を表すデータフロー・ダイヤ
グラムである。
１０ ネットワーク ２０，２０，２０″ データ・プロセッサ ２２，２２′，２２″ 暗号化システム ３０ 暗号装置 ３６ アプリケーション・プログラム ４２ 命令プロセッサ ４４，４６ メモリ １００，２００ 公開キー １０２，２０２ 制御ベクトル １０４ 履歴フィールド １０７ ディジタル署名
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ドナルド・ビー・ジョンソン アメリカ合衆国 バージニア州 マナサ ス クリスタル クリーク レーン 11635 (72)発明者 アン・ブイ・リー アメリカ合衆国 バージニア州 マナサ ス バトルフィールド ドライブ 10227 (72)発明者 ウィリアム・シー・マーティン アメリカ合衆国 ノースカロライナ州 コンコルド ヒリアード レーン 1835 (72)発明者 ロスティスロウ・プリマック アメリカ合衆国 バージニア州 ダムフ ライズ フェアウェイ ドライブ 15900 (72)発明者 ウィリアム・エス・ローランド アメリカ合衆国 ノースカロライナ州 シャーロット ロタンダ ロード 4234 (72)発明者 ジョン・ディー・ウィルキンス アメリカ合衆国 バージニア州 ソマー ビル ピー オー ボックス ８ (56)参考文献 米国特許5073934（ＵＳ，Ａ) 欧州特許482371（ＥＰ，Ｂ) ＩＣＬ ＴＥＣＨＮＩＣＡＬ ＪＯＵ ＲＮＡＬ，ＶＯＬ．２，ＮＯＶＥＭＢＥ Ｒ 1982，Ｐ．175−188，ＪＯＮＥ Ｓ，”ＳＯＭＥ ＴＥＣ ＨＮＩＱＥＳ ＦＯＲ ＨＡＮＤＬＩＮＧ ＥＮＣＩ ＰＨＥＲＭＥＮＴ ＫＥＹＳ"
Claims (12)
- 【請求項１】公開キー・アルゴリズムを使用して、互い
に通信する一対の暗号装置を有する公開キー暗号システ
ムにおいて、公開キーのための受け取った保全性レベル
よりも大きい保全性レベルを必要としないアプリケーシ
ョンに前記公開キーの使用を制限する方法であって、 公開キーと秘密キーとを対として生成し、前記公開キー
と前記公開キーのためのパラメータを含む制御情報とを
送信するステップと、 前記公開キーおよび前記制御情報を受信し、それらを検
査して、受け取った保全性レベルを決定するステップ
と、 前記受け取った保全性レベルを特徴付ける値を前記制御
情報の所定のフィールドに書き込むステップと、 前記所定のフィールドに書き込まれた値が、前記公開キ
ーを使用する暗号アプリケーションの要求するレベル以
上の場合に、該暗号アプリケーション対し前記公開キー
の使用を許可するステップと、 を含むことを特徴とする公開キー使用制御方法。 - 【請求項２】前記制御情報は、前記選択された保全性レ
ベルを規定する情報を含むことを特徴とする請求項１記
載の公開キー使用制御方法。 - 【請求項３】秘密キーを使用して形成されたディジタル
署名を前記公開キーおよび前記制御情報と共に送信する
ことを特徴とする請求項１または２記載の公開キー使用
制御方法。 - 【請求項４】前記公開キーの使用を許可するステップ
は、 前記制御情報とマスターキーとの排他的論理和をとった
ものであるキー表現により前記公開キーを暗号化するス
テップと、 要求された保全性レベルによって特徴付けられた暗号ア
プリケーションを前記公開キーを用いて実行するリクエ
ストを受信するステップと、 前記制御情報の前記所定のフィールドを検査し、前記要
求された保全性レベルが前記受取った保全性レベルより
大きくないことを決定するステップと、 暗号化された公開キーを前記キー表現により復号するス
テップと、 前記公開キーで前記暗号アプリケーションを実行するス
テップと を含むことを特徴とする請求項１〜３のいずれかに記載
の公開キー使用制御方法。 - 【請求項５】第２公開キーおよび該第２公開キーに関連
する第２制御情報を準備し、前記秘密キーを用いて、前
記第２公開キーおよび前記第２制御情報に対するディジ
タル署名を計算するステップと、 前記第２公開キー、前記第２制御情報および前記ディジ
タル署名を送信するステップと、 前記第２公開キー、前記第２制御情報および前記ディジ
タル署名を受信し、前記公開キーを用いて、前記第２公
開キー、前記第２制御情報および前記ディジタル署名を
検査するステップと、 前記制御情報の前記所定のフィールドにあった値を前記
第２制御情報の所定のフィールドにコピーするステップ
と、 を含むことを特徴とする請求項１〜４のいずれかに記載
の公開キー使用制御方法。 - 【請求項６】公開キー・アルゴリズムを使用して、互い
に通信する一対の暗号装置を有する公開キー暗号システ
ムにおいて、公開キーのための受取った保全性レベルよ
りも大きい保全性レベルを必要としないアプリケーショ
ンに前記公開キーの使用を制限する装置であって、 公開キーおよび秘密キーを対として生成する第１手段
と、 前記第１手段に結合され、前記公開キーを前記システム
の第１暗号装置に記憶する第２手段と、 前記第２手段に結合され、前記公開キーのためのパラメ
ータを含む制御情報を前記第１暗号装置に記憶する第３
手段と、 前記第２手段および第３手段に結合され、送信のために
選択された保全性レベルを使用して、前記公開キーおよ
び前記制御ベクトルを前記第１暗号装置から通信リンク
を介して第２暗号装置へ送信する第４手段と、 前記通信リンクに結合され、前記第２暗号装置におい
て、前記公開キーおよび前記制御ベクトルを検査して、
受取った保全性レベルを決定する第５手段と、 前記第５手段に結合され、前記第２暗号装置において前
記受取った保全性レベルを特徴付ける値を前記制御情報
の所定のフィールドに書き込む第６手段と、 前記第６手段に結合され、前記所定のフィールドに書き
込まれた値が、前記公開キーを使用する暗号アプリケー
ションの要求するレベル以上の場合に、該暗号アプリケ
ーション対し前記公開キーの使用を許可する第７手段
と、 を備えたことを特徴とする公開キー使用制御装置。 - 【請求項７】通信する一対の暗号装置を有するデータ処
理ネットワークにおいて、通信されたキーのための受け
取った保全性レベルよりも大きい保全性レベルを必要と
しないアプリケーションに前記キーの使用を制限する方
法であって、 キーおよび該キーのためのパラメータを含む制御情報
を、送信のための選択された保全性レベルを使用して送
信するステップと、 前記キーおよび前記制御情報を受信して、それらを検査
し、受け取った保全性レベルを決定するステップと、 前記受け取った保全性レベルを特徴付ける値を前記制御
情報の所定のフィールドに書き込むステップと、 前記所定のフィールドに書き込まれた値が、前記キーを
使用する暗号アプリケーションの要求するレベル以上の
場合に、該暗号アプリケーション対し前記キーの使用を
許可するステップと、 を含むことを特徴とするキー使用制御方法。 - 【請求項８】前記制御情報は、前記選択された保全性レ
ベルを規定する情報を含むことを特徴とする請求項７記
載のキー使用制御方法。 - 【請求項９】前記キーの使用を許可するステップは、 マスターキーと前記制御情報の排他的論理和をとったも
のであるキー表現により前記キーを暗号化するステップ
と、 要求された保全性レベルによって特徴付けられた暗号ア
プリケーションを前記キーを用いて実行するリクエスト
を受信するステップと、 前記制御情報の前記所定のフィールドを検査し、前記要
求された保全性レベルが前記受取った保全性レベルより
大きくないことを決定するステップと、 暗号化されたキーを前記キー表現により復号するステッ
プと、 復号されたキーで前記暗号アプリケーションを実行する
ステップと、 を含むことを特徴とする請求項７または８記載のキー使
用制御方法。 - 【請求項１０】前記キーは、秘密キーと対になった公開
キーであることを特徴とする請求項７〜９のいずれかに
記載のキー使用制御方法。 - 【請求項１１】秘密キーを使用してディジタル署名を形
成し、該ディジタル署名を前記キーおよび前記制御情報
と共に送信することを特徴とする請求項１０記載のキー
使用制御方法。 - 【請求項１２】第２公開キーおよび該第２公開キーに関
連する第２制御情報を準備し、前記秘密キーを用いて、
前記第２公開キーおよび前記第２制御情報に対するディ
ジタル署名を計算するステップと、 前記第２公開キー、前記第２制御情報および前記ディジ
タル署名を送信するステップと、 前記第２公開キー、前記第２制御情報および前記ディジ
タル署名を受信し、前記公開キーを用いて、前記第２公
開キー、前記第２制御情報および前記ディジタル署名を
検査するステップと、 前記制御情報の前記所定のフィールドにあった値を前記
第２制御情報の所定のフィールドにコピーするステップ
と、 を含むことを特徴とする請求項１０に記載のキー使用制
御方法。
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| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US602989 | 1990-10-24 | ||
| US07/602,989 US5073934A (en) | 1990-10-24 | 1990-10-24 | Method and apparatus for controlling the use of a public key, based on the level of import integrity for the key |
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|---|---|
| JPH04265031A JPH04265031A (ja) | 1992-09-21 |
| JP2575558B2 true JP2575558B2 (ja) | 1997-01-29 |
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