JP2601983B2 - 秘密通信方法および装置 - Google Patents

秘密通信方法および装置

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JP2601983B2
JP2601983B2 JP5122971A JP12297193A JP2601983B2 JP 2601983 B2 JP2601983 B2 JP 2601983B2 JP 5122971 A JP5122971 A JP 5122971A JP 12297193 A JP12297193 A JP 12297193A JP 2601983 B2 JP2601983 B2 JP 2601983B2
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    • 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
    • H04L9/0816—Key establishment, i.e. cryptographic processes or cryptographic protocols whereby a shared secret becomes available to two or more parties, for subsequent use
    • H04L9/0819—Key transport or distribution, i.e. key establishment techniques where one party creates or otherwise obtains a secret value, and securely transfers it to the other(s)
    • H04L9/083—Key transport or distribution, i.e. key establishment techniques where one party creates or otherwise obtains a secret value, and securely transfers it to the other(s) involving central third party, e.g. key distribution center [KDC] or trusted third party [TTP]
    • H04L9/0833—Key transport or distribution, i.e. key establishment techniques where one party creates or otherwise obtains a secret value, and securely transfers it to the other(s) involving central third party, e.g. key distribution center [KDC] or trusted third party [TTP] involving conference or group key

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、コンピュータネットワ
ークのユーザ間通信に関する。本発明は、特に、ネット
ワークがトポロジーを変化させた場合でもネットワーク
ユーザ間で秘密通信を行う方法および装置に関する。
【０００２】
【従来の技術】２パーティ認証および保護メッセージに
関しては多くのプロトコルが存在する。それらのプロト
コルでは、グループ（通常は、２パーティ）のメンバは
秘密キーを共用するものと仮定している。その方法の不
利な点は、グループの数が多い場合、ユーザ当たりのキ
ーの数や、システム全体のキーの数が多くなる点であ
る。米国特許第４６４９２３３号明細書は、各ノードの
暗号機構に格納されている初期キーに基づき、各セッシ
ョン／会議で新しいセッションをどのように生成するか
を開示している。それによれば、初期共用キーに基づ
き、パーティ間に可換のキーを生成する。これはセキュ
リティを高めるが、その安全度は初期共用キーに依存し
ている。
【０００３】従来のキー配布機構は多くの点で制限され
る。これらの機構では、サーバへのアクセスが固定され
ており、従って、どのユーザがサーバに連絡すべきか、
どのパスを用いるべきかを動的に判定できない。従来の
キー配布機構は、下記の参考文献１〜４に記載されてい
る。
【０００４】また、下記の参考文献４および５に記載さ
れているように、従来は、サーバに対するアクセスはシ
ングルユーザアクセスである。従って、従来の機構はラ
ジオネットワークのような動的ネットワークには適さな
い。
【０００５】２パーティプロトコルは、１９９１年３月
２０日付けの米国特許出願第０７／６７２２２６号（特
願平４−６０５９３号）にも記載されている。この出願
は、ユーザ間での共用秘密の使用、およびユーザ間での
呼掛けの伝送を教示している。
【０００６】１９９１年４月１日付けの米国特許出願第
０７／６７８４７４号（特願平４−７１２号）は、多項
式から導き出された射影(projection)をサーバから、互
いに通信を行おうとするユーザに送信することを教示し
ている。そして、ユーザはこれらの多項式を用いて互い
に自分自信を認証する。その場合、サーバは多項式射影
を真正ユーザＩＤに基づきユーザに与える。この多項式
射影の配布は、例えば、人がオフィスに来て、自分自身
を識別するといった実際のユーザオフライン識別に依存
する。配布は、当該ユーザのものであるとして提示され
るＩＤ（以下、提示ＩＤという）に基づいていない。
【０００７】そのため、互いに通信を行おうとするユー
ザのグループの変化、およびネットワーク接続性のよう
なネットワークトポロジーの変化に動的に適応する認証
機構が必要になる。これらのニーズは移動ユーザ環境、
特に、ワイヤレスネットワークでは特に重要である。
【０００８】無線ネットワークのような動的環境、およ
び電話会議グループのような動的ユーザグループで秘密
通信を行う必要性は、現行のネットワークで益々高くな
っている。サーバからキーを配布するための既存の静的
機構は、本発明の機構が実現するニーズおよび特性を提
供しない。必要とされる柔軟性を明らかにするため、例
えば、Ａ、ＢおよびＣの３ユーザのネットワークを考察
する。この３ユーザはすべてサーバＳに接続することが
できる。キー配布のためのプロトコルを用いる機構のあ
る実行において、Ａはプロシージャを開始してＢに通知
し、ＢはＣに通知し、Ｃからの情報をＢに戻し、ＢはＢ
からの情報およびＣの情報をＡに渡す。ついで、Ａは３
ユーザの情報をサーバＳに送信する。その後の実行で
は、Ａは実行を開始させるが、今回は（ネットワーク接
続性が変化したため）Ｓとの接続が切れているので、Ａ
はその情報をＢに渡し、ＢはＡの情報をＢの情報ととも
にＣに渡す。そして、Ｃは全てのユーザ（Ａ、Ｂ、およ
びＣ）からの情報をサーバＳに転送する。ネットワーク
接続性の変化に対処するためには、このような柔軟性が
必要である。
【０００９】参考文献 [1] R.M.Needham and M.D.Schroeder,"Using Encryptio
n for Authenticationin Large Networks of Computer
s", CACM, Vol.21, No.12, December 1978. [2]R.M.Needham and M.D.Schroeder,"Authentication R
evisited",OperatingSystem Review, Vol.21, No.1, Ja
nuary 1987. [3] M.Burrows, M.Abadi, R.Needham,"A Logic of Auth
entication", DEC System Research Center, February
1989. [4] J.G.Steiner, et al,"Kerberos: an authenticatio
n server for open network systems",Proc. Usenix Co
nf.(Winter 1988). [5] "Wholesale Key Management", International Stan
dard ISO 8732, ANSIStandard X9.17, 1985.
【００１０】
【課題を解決するための手段】従って、本発明は、互い
に秘密に通信を行おうとするユーザのグループの変化、
およびネットワーク接続性のようなネットワークトポロ
ジーの変化にオンラインで適応する認証機構を提供す
る。特に、本発明によれば、グループキーが動的に、す
なわち、オンデマンドで生成される。さらに、本発明に
よれば、ユーザの通信グループのどのメンバがサーバに
直接連絡をとるべきかを、ネットワークトポロジーの変
化に応答してオンラインで判定する。本発明により提供
される柔軟性は、本発明に係る機構が互いに通信を行う
ユーザのグループ内の通信順序によって左右されないと
いうことによる。基本的には、サーバからコード化され
た形で送信されるグループキーを決定するために、特定
のユーザがデータストリーム中のどの情報を用いるべき
かを知ることができるように、タグが使用される。
【００１１】従って、本発明は、通信システムのユーザ
に秘密通信を提供する。第１に、各ユーザに対する初期
ユーザキーがサーバに記憶される。各ユーザキーは、サ
ーバおよび対応するユーザだけが知っている。第２に、
提示ＩＤおよび対応する一時情報が、システムの現在利
用可能なパスに基づく経路を介して、各ユーザからサー
バに伝送される。第３に、安全に保持され、しかも、ユ
ーザの選択されたグループのみにより用いられるように
なっているグループキーが生成される。第４に、コード
化情報が各ユーザに対して計算される。このコード化情
報は、グループキー、対応する一時情報、対応するユー
ザキー、およびユーザの提示ＩＤに依存する。第５に、
対応するコード化情報は、ユーザを表すタグを付され
て、現在利用可能なパスを介してユーザに伝送される。
最後に、各ユーザは、対応する初期ユーザキーを用いる
ことによって、対応するコード化情報からグループキー
を取り出す。この最後のステップでのグループキー取り
出しは、対応するコード化情報を受け取ったユーザが真
正ユーザである場合にのみ成功する。許可されないユー
ザは、サーバまたはグループの他のユーザと通信するた
めのグループキーを取り出すことはできない。
【００１２】
【実施例】典型的な通信システム（図１参照）は、互い
に通信を行う複数のユーザＡ、Ｂ、Ｃ、ＤおよびＥ（Ｕ
１、Ｕ２、…、Ｕｎで示すこともある）を含む。それぞ
れのユーザは、リンク２０−１ないし２０−１０により
相互接続されている、コンピュータ／端末／ＬＡＮ等の
種々のロケーションに存在する。これらのロケーション
のうちの１つ（または２つ以上）のロケーションには、
セキュリティおよびキー配布のためのサーバＡＳがあ
り、ユーザのグループにサービスを提供する。
【００１３】サーバＡＳは、下記の表１に示すようなユ
ーザキーのテーブルを自身の保管記憶装置に記憶してい
る。
【００１４】
【表１】
【００１５】Ｋａは、サーバＡＳと、ＩＤがＡであるユ
ーザとにより共用されるキーである。同様に、ＫｂはＩ
ＤがＢであるユーザと共用されるキーである。以下も同
様である。また、ユーザ（Ａ）も自身の保管記憶装置
（暗号化ファイル、特殊ハードウェア、スマートカード
等）にユーザキー（Ｋａ）を記憶している。
【００１６】現代の通信ネットワークでは、ユーザがそ
のロケーションを変化させること、あるいはリンクを切
断し、ついで再結合することができる。そのようなリン
クの一例は、ユーザ装置との無線接続である。無線接続
ネットワークでは、ユーザが転々とロケーションを変え
ることがある。システムの接続性構造が変化する。２つ
のコンピュータの間のリンクは、それらのロケーション
（コンピュータ）のユーザ間に直接接続性を提供する。
図１では、全てのリンク２０−１ないし２０−１０が活
動状態にある。リンク２０−３が切断された場合は、Ａ
ＳおよびＢの間の直接接続性が失われる。ユーザＢのロ
ケーションとサーバＡＳの間のリンク２０−３が切断さ
れた場合、トポロジー（すなわち、ネットワークの接続
性構造）が変化したという。
【００１７】接続性構造が動的に変化する現代の通信シ
ステム（動的トポロジーネットワークと言われる）で
は、ユーザ間の経路指定機能は動的に変化しなければな
らない。トポロジー情報更新（Bertsekas-Gallager: Da
ta Networks, Prentice-Hall,1987,section 5.3 を参
照）のように、各ロケーションでネットワーク構造を更
新する公知の方法がある。よって、変化があっても、経
路指定、ブロードキャスティング、およびマルチキャス
ティング（一部のユーザへのメッセージ送信）を続行さ
せることができる。
【００１８】一方、従来例の秘密通信プロシージャは固
定された接続性構造を意図している。既存のプロシージ
ャを動的経路指定機能で拡張するだけでは充分ではな
い。というのは、ネットワーク設計では経路指定層がセ
キュリティに関する情報を得る層から分離され、さらに
セキュリティ機構それ自体が、セキュリティを維持しつ
つ変化に対処しなければならず、かつ、動的な変化およ
び異なる経路指定プロシージャがあるにもかかわらず、
その機能を果たさなければならないからである。本発明
の機構は、セキュリティ層の一部としてインプリメント
することができる解決手段を提供し、動的接続性（トポ
ロジーの変化）を有するシステムにおけるユーザの任意
のグループに対して秘密通信を可能にする。別の課題は
パフォーマンスであり、サーバに対する接続を有するパ
ーティにグループ接続させると、オーバヘッドが削減さ
れる。例えば、端末の多くの（例えば１０００）ユーザ
が、メインフレームコンピュータの数少ない（例えば１
０）ユーザ（アプリケーション）とセッション中である
場合、メインフレームコンピュータの１０ユーザをセキ
ュリティサーバにアクセスさせることは、各端末ユーザ
をセキュリティサーバに行かせるよりは、非常に経済的
である。一方、端末の各ユーザがセキュリティサーバに
アクセスすることができ、さらに全てのユーザが、サー
ビスを提供しかつ各端末ユーザとセッションを行う１つ
の資源（同様に、ユーザ）に接続している場合、各端末
ユーザを、非常にビジーな資源ではなく、セキュリティ
サーバに行かせることが賢明である。誰がサーバにアク
セスするかという柔軟性が与えられた場合、パフォーマ
ンスの最適化が可能になる。
【００１９】本発明の利点をさらに２つ挙げる。第１
に、本発明のサーバベースプロシージャはこの分野のほ
とんどのプロシージャと違って、ユーザの２パーティグ
ループに限定されない。第２に、本発明のプロシージャ
は最小限の暗号化専用機能（誰も解読できない）に基づ
いている。一方、公知のサーバベースの方法は暗号化／
復号化機能（より強力な暗号ツールであるが、必ずしも
利用可能ではない）を用いている。
【００２０】物理的類似 本発明に係る通信機構に物理的に類似するものを述べ
る。それにより、本発明が達成しようとするものの説明
が容易になる。
【００２１】本発明でユーザと呼ぶ人のグループは、ロ
ックのための物理キーを配布者（本発明ではサーバと呼
ぶ）と共用するものとする。各ユーザは自分のキーを安
全に保管し、サーバは全てのキーおよびロックを安全に
保管する。さらに、サーバはユーザ名をキーとロックの
対に書く。
【００２２】今、これらのユーザのグループ（ｎユー
ザ）が機密情報を交換しようとするものとする。そのた
め、次のプロシージャで、サーバとの協力に依存するも
のとする。
【００２３】・ユーザはボックスを送る。ボックスはユ
ーザ一人当たり１つであり、その上にユーザ名が付けら
れている。
【００２４】・ボックスはサーバに行き、ユーザ間の任
意のパス上のユーザにより収集される。
【００２５】・収集されたボックスはサーバに与えられ
る。
【００２６】・サーバは共通の物理キーとそれに対応す
るロックのコピーをｎ個だけ作成する。
【００２７】・サーバは共通物理キーを各ボックスに入
れ、ユーザの共用キーに対応するロックでそのボックス
をロックする。例えば、ユーザＡのボックスは、ユーザ
Ａがサーバと共用するキーでは開けることができるが、
他のキーでは開けることができないようにロックされ
る。
【００２８】・ボックスはグループに返送される。
【００２９】・各ユーザは自分のボックスを受け取る。
そのボックス（ユーザが最初にその上に名前を書いて送
ったボックス）はその上に書かれたユーザ名により識別
される。ユーザは、残りのボックスを、ユーザを接続し
ている幾つかのパスにより次のユーザに転送する。
【００３０】・ユーザがボックスの上に名前を書いた真
正のユーザである場合、そのボックスを開けるためのキ
ーを持っているので、そのボックスに入っている新しい
キーおよびロックを獲得することができる。ユーザがボ
ックスの上に名前を書いたユーザになりすましている場
合は、そのユーザはキーを持っていないので、新しいキ
ーを獲得することができない。
【００３１】ボックスが収集される順番とグループに配
布される順番は、ユーザとサーバの間にパスがある（そ
の結果、ボックスは宛先に到達することができる）限
り、プロシージャに影響を与えない。グループ内の真正
ユーザは新しく配布された同じキーとロックを用いて
（新しいロックでボックスを封じ、そのボックスをグル
ープ内に巡回させるか、あるいはグループのメンバに送
ることにより）、直ちに、グループのメンバに情報を送
信することができる。真正ユーザでないものは新しいキ
ーを持っていないので、そのボックスを開けることはで
きない。ユーザ名をボックスに直接書いていて、ボック
スを包む包装の上に書いていないことは重要なことであ
る。その結果、ユーザが多くのボックスを受け取ったと
き、自分のボックス（開けることができる）を識別する
ことができ、残りのボックスを他のユーザに転送するこ
とができる。
【００３２】実際の機構 通信システムでの実際の機構を記述することにしよう。
この機構では、暗号化手段と情報のみを交換することに
より、上述したものと類似のタスクを遂行することがで
きる。
【００３３】表記法：２パーティ認証プロトコル 本発明に係る機構は、上述した２パーティプロトコルで
用いられる基本的な暗号化オペレーションを用いて構成
される。その機構は、他のパーティにより暗号化される
一時情報による呼掛け（チャレンジ）である基本通信パ
ターンを用いる。これは、マルチパーティ保護セッショ
ン／会議のためのプロトコルでは、基本的なことであ
る。従って、図２に示すこの基本的なプロトコルのコン
テキストで、暗号化機構の用語を説明することから始め
る。２ＰＰと呼ばれるプロトコルは米国特許出願第０７
／６７２２２６号に記載されている。
【００３４】次の表記は２パーティプロトコルを定義す
るために用いられる。表１を参照されたい（本発明の機
構は後で説明する）。
【００３５】・ Ａ、Ｂ：認証パーティ（ユーザ）のＩ
Ｄである。任意のプロトコルメッセージで用いられるの
は、例えば、そのＩＤを直接コード化するか、あるい
は、ハッシュ関数を適用して、コード化した元の名前を
６４ビットフィールド（暗号表現のとき）に短縮するか
のいずれかにより獲得された６４ビットの値である。例
えば、自分はＡであると主張するユーザからのメッセー
ジは、常に、このユーザの提示ＩＤをタグとして含む。
【００３６】・Ｋａ：ユーザＡおよびサーバが共用する
キー。
【００３７】・Ｋａｂ：ユーザＡおよびＢを含むグルー
プが共用するキー。
【００３８】・Ｅａｂ（Ｍ）：ＤＥＳのような対称アル
ゴリズムおよび秘密キーＫａｂによる、６４ビット平文
メッセージＭの暗号化。
【００３９】・＋：６４ビット数に対する排他的ＯＲ演
算。
【００４０】・Ｎ１、Ｎ２：一時情報。１回だけ用いら
れる６４ビット乱数。
【００４１】・ｆ（ｘ，ｙ，ｚ）、ｇ（ｘ，ｙ，ｚ）：
６４ビット引数を用いて６４ビットの結果を生じる関
数。ｆおよびｇは公開されている。すなわち、暗号化オ
ペレーションと異なり、誰でもｆおよびｇを計算するこ
とができる。ｆおよびｇはそれらの引数の全部か、ある
いは幾つかに依存することができる。米国特許出願第０
７／６７２２２６号には、特定のｆおよびｇが与えられ
ている。
【００４２】２パーティプロトコルを記載した資料（米
国特許出願第０７／６７２２２６号）は、完全に安全な
２パーティプロトコルを提供する関数ｆおよびｇの正確
な形式を定義している。（ここではそれらの正確な形式
は無視することができる）。さらに、ストリングのビッ
トごとの排他的ＯＲ演算は、本明細書では、「＋」また
は［ＸＯＲ」により示される。この排他的ＯＲ演算で
は、両ストリングの対応するロケーションのビットが一
致した場合は、その演算結果は０であり、一致しない場
合は、その演算結果は１である。
【００４３】マルチパーティプロトコル ２パーティ認証（２ＰＰ）は、秘密通信のためにユーザ
グループの２人のメンバで共用されるキーを用いる例で
ある。この例はパーティ認証の例である。そのキーはメ
ッセージ暗号化、メッセージ保全性等のために用いられ
る。
【００４４】本発明のプロトコルでは、Ａで示す起動側
があり、この起動側が秘密通信を開始する。グループは
その通信に誰が参加しているかをＡが分かるように決定
するものと仮定する。また、情報を巡回させる経路指定
機能が決定され、現更新情報に基づいているものと仮定
する。
【００４５】本発明は、機構の２種類の変形例（バリア
ント）を組み合わせたものを提案する。すなわち、第１
のバリアントは、起動側が直接サーバと通信するもので
あり、第２のバリアントは、グループの幾人かが直接サ
ーバと通信するものである。これら２種のバリアントは
典型的なものであり、両機構とも必要なものである。図
３および図４では、ユーザのグループからサーバへの通
信パスの２つの可能なシナリオを記述し、その後、ネッ
トワーキングシナリオに従ってその組み合わせの利点を
説明する。
【００４６】図３の第１のシナリオでは、、ユーザＡ、
Ｂ、およびＣとサーバＡＳに関するプロトコルはＡから
開始することができ、リンク４１を介してＣに行くこと
ができ、さらに、リンク４２を介してＢに行く。そし
て、Ｂはリンク４３を介してサーバＡＳに接続すること
ができる（これはＡ−Ｂ−ＡＳ バリアントである）。
その後、図４に示すように、ＢとサーバＡＳとの間のリ
ンク５３は切断される。Ａ、Ｂ、Ｃのグループセッショ
ンはＡから開始し、リンク５１を介してＣに行き、リン
ク５２を用いてＢに行く。Ｂは、リンク５３が切断され
ていることを認識しているので、メッセージはＢからＣ
を介してＡに戻り、ＡＳ−Ａ−Ｂ バリアントを実行す
る（ＢはサーバＡＳに接続しないからである）。従っ
て、ＡはサーバＡＳにリンク５４を介して接続する。リ
ンク４１および５１は同一のリンク（図１では２０−
１）であり、リンク４２および５２は同一のリンク（図
１では２０−２）、リンク４３および５３は同一のリン
ク（図１では２０−３）、リンク４４および５４は同一
のリンク（図１では２０−４）である。
【００４７】本発明に係るプロトコルは一時情報（Ｎ
ｉ）に対する応答を含む。これらのプロトコルはさらに
２つの重要な機構を有する。第１の機構は、サーバから
各ユーザへの、グループキー情報を含むコード化情報で
ある。これは、配布された新しいキーを、提示ＩＤ（前
述の物理的類似では、物理キーを中に入れて封をしたボ
ックス）を用いてパーティに効率的に安全に転送する機
構である。第２の機構では、ユーザからの情報がその名
前でタグされ、その結果、コード化情報をユーザが識別
することができるように提示ＩＤと関係付けられる。こ
のコード化情報により、各パーティは、グループにより
共用されるキーである新しい情報（この例ではＫａｂま
たはＫｇ）をデコードし、獲得することができる。
【００４８】説明を簡単明瞭にするため、２ユーザのグ
ループとサーバから説明を始める。その後、より大きい
ユーザグループにどのように拡張するかを説明する。そ
の拡張は簡単である。そのプロトコルは起動側Ａ（いず
れかのユーザＵｉ）から開始する。Ａはグループの他の
ユーザをまず識別する（典型的には、起動側はユーザ間
の通信パスを知っているが、これは必要ではない。起動
側はサーバへのパスか、あるいは、グループの他の（複
数の）ユーザへのパスを知っている）。既に説明した
が、従来例では、現ネットワークトポロジーを検査し、
ユーザ間のパスを決定する公知の方法（現ネットワーク
にインプリメントされている）がある。一度、パスが決
定されると、ユーザ間のメッセージが、提示ＩＤおよび
一時情報を収集する。収集された情報はサーバＡＳに発
送される。本発明に係る基本的な２つのプロトコルによ
り、グループの会議の起動側（Ａ）か、またはそのグル
ープの他のユーザ（Ｂ）のいずれかが、サーバＡＳと直
接通信を行うことができる。Ａ−Ｂ−ＡＳと呼ぶ第１の
プロトコルでは、認証の起動側（Ａ）はＡＳと決して通
信をしない。一方、他のユーザＢ（全ユーザからの全て
の情報を収集する最後のユーザ）はＡＳと直接メッセー
ジを交換する。逆に、第２のプロトコル、すなわち、Ａ
Ｓ−Ａ−Ｂプロトコルでは、起動側ＡはＡＳと通信を行
う唯一のユーザであり、ＡＳとの通信を他のユーザが知
らない状態にしておく。
【００４９】注意：上述の設定が好ましいが、全ユーザ
が幾つかのメッセージをサーバに直接送信するように、
制限を緩めるのは容易である。すなわち、他のユーザへ
のメッセージを介してサーバと通信を行うユーザは、そ
のサーバに直接応答する。しかし、これではメッセージ
の数が増え、プロトコルの簡潔性を損なう。大きいグル
ープでは、メッセージの数が１次関数から２次関数的に
増加する。また、これはユーザ間で非常に多くの接続性
を必要とし、動的に変化する環境への適用が大幅に制限
される。
【００５０】プロトコル記述 ２ユーザ、すなわちユーザＡおよびＢ（Ａはセッション
の起動側）に対する２つの基本的なバリアントから説明
を始める。
【００５１】以下、ＡＳはサーバである。ユーザはデー
タに、提示ＩＤ（Ａ、Ｂ）であるタグを付ける。一時情
報は、例えばユーザＡからのものである場合、Ｎａと表
記される。Ｋはキーを表し、ユーザを表す添字が付けら
れる（例えば、ＫａｂはユーザＡおよびＢを含むグルー
プに対するキー、ＫａはサーバＡＳと共用するＡのキ
ー）。
【００５２】Ａ−Ｂ−ＡＳ基本ブロックプロトコル Ａ−Ｂ−ＡＳプロトコルは図５に示されており、Ａ−Ｂ
−ＡＳプロトコルのステップ（１）では、起動側ユーザ
Ａは、Ａの名前をタグに付けた一時情報Ｎａを送信する
ことにより、対等ユーザＢとのプロトコルを開始する。
Ａも、Ｂも、互いに認証するために予め定めたキーＫａ
ｂを持たないので、このようなキーを獲得するために、
共通の信頼できる第三者ＡＳの援助を必要とする。従っ
て、Ｂは、今、自分自身の一時情報Ｎｂと、ＢがＡから
受信した一時情報Ｎａとをフロー(a) で送信することに
より、ＡＳとの通信を開始する。各一時情報は発行ユー
ザのＩＤによりタグが付けられる。また、そのタグを提
示ＩＤ情報の単位として用いることができる。
【００５３】ステップ（ｂ）では、ＡＳは次の１〜３を
含む応答を用いてＢに応答する。
【００５４】１．２つの暗号コード化情報 項Ｃａ（Ｋａｂ）およびＣｂ（Ｋａｂ）。
【００５５】２．各項（Ｃａ（Ｋａｂ）またはＣｂ（Ｋ
ａｂ））は、グループの対応するユーザと最初に共用し
たユーザキー（Ａに対するＫａと、Ｂに対するＫｂ）に
より暗号化される。しかも、各項はユーザ情報（ＩＤ）
を含む。さらに、各項はユーザ（ＡおよびＢ）のグルー
プに配布される、新しく生成されたグループキーＫａｂ
のＸＯＲ演算を含む。（コード化情報の実際の計算は図
５に示されている）。
【００５６】３．コード化情報には、対応する受信ユー
ザの名前がタグとして付けられており、従って各パーテ
ィは自分自身のための項を認識することができる。
【００５７】その時点で、（計算に含まれる場合、セキ
ュリティを高めるサーバの一時情報である）Ｎｓを受信
したＢは、初期ユーザキーと、ユーザＡの知識とが与え
られた場合、Eb(f(Nb,Ns,A) ＋Eb(g(Nb,Ns,A))) を計算
することができる。そして、Ｃｂ（Ｋａｂ）とその計算
結果を排他的ＯＲ演算し、新しいグループキーＫａｂを
復元する。Ｂが偽者である場合、Ｂはグループキーを取
り出すことができない。そして、Ａの一時情報と、Ｂ自
身の一時情報およびＩＤとを新しいグループキーで暗号
化したものEab(f(Na,Nb,B)＋Eab(g(Na,Nb,A)))に基き、
ステップ（１）でのＡの第１メッセージに応答して、Ｂ
はステップ（２ｂ）を実行する。しかし、ＢはさらにＣ
ａ（Ｋａｂ）と、ＢがＡＳから受信した一時情報Ｎｓと
を送信しなければならない。というのは、Ａは新しい情
報Ｋａｂを計算するのに、それらを必要とするである。
Ｃａ（Ｋａｂ）は、Ａに、彼のパートナはＢであること
を示す（ＢのＩＤが式内にあるので）。
【００５８】Ａはこの情報を受信すると直ちに、グルー
プキーを取り出す。ＡになりすましたユーザはＡのユー
ザキーＫａを知らないので、グループキーを取り出すこ
とはできない。
【００５９】ＡはＢにより送信された呼掛けを（グルー
プキーを用いて）計算することによりステップ（３）を
実行する。その計算結果と、Eab(f(Na,Nb,B)＋Eab(g(N
a,Nb,B)))の計算とが一致した場合、ＡはＢを認証し、E
ab(g(Na,Nb,A)) を計算してＢに戻す。さらに、ＡはEa
(g(Na,Ns,B))を計算する。これは（Ｂを介した）ＡＳに
対する間接的な応答であることを意味する。Ｂはこの情
報をＡＳに中継する。その結果、ＡＳは新しい情報がＡ
により受信されたことを登録する。ＢはＫａを知らない
ので、Ｂ自身は最後の暗号文の有効性を検査することは
できない。この応答は初期ユーザキーを用いて行われ
る。Eab(g(Na,Nb,A))が受信されると直ちに、ＢはＡの
ＩＤを確認する。というのは、Ａのみが共通のグループ
キーを取り出すことができ、しかも、グループキーを用
いて暗号文Eab(g(Na,Nb,A)) で応答することができるか
らである。ＡがグループキーＫａｂを獲得して、Ｂと有
効に通信していることをＡＳが確認するために、ＡＳは
中継されたEa(g(Na,Ns,B))およびＢにより計算された
（しかもＢのみが生成することができる）Eb(g(Na,Ns,
B))を受信しなければならない。
【００６０】この最後のステップ（Ｃ）で、ＡＳは、新
しい情報が関連ユーザにより受信されたことを確認す
る。このステップは、サーバでのロギング、すなわちグ
ループキーがユーザに配送されたという情報をサーバが
維持するのに有用である。この最後のステップはオプシ
ョンである。３ユーザ以上のマルチパーティでは、サー
バは全ての応答を収集し、全てのユーザがグループキー
を受信したことを確認する。
【００６１】ＡＳ−Ａ−Ｂ基本ブロックプロトコル 図６のＡＳ−Ａ−Ｂプロトコルは非常によく似ている
が、Ａ−Ｂ−ＡＳプロトコルでの情報の他に追加の情報
を必要とする。
【００６２】ステップ（１）では、起動側ユーザＡはＢ
に一時情報Ｎａを送信することによりプロトコルを開始
する。
【００６３】Ｂはステップ（２ａ）に移行し、図２の２
パーティプロトコルにおけるステップ（２）の応答と同
一の暗号式を用いて、Ａに応答する。ただし、Ａも、Ｂ
も、まだ、共通のグループキーＫａｂを知らないので、
ＢはＫａｂではなく、自分のユーザキー（ＡＳと共用の
キー）を用いてその式を構成しなければならない。従っ
て、その式はEb(f(Na,Nb,B)＋Eb(g(Na,Nb,A)))になる。
【００６４】ステップ（ａ）にて、ＡはＡＳとの通信
を、Ａ−Ｂ−ＡＳプロトコルの場合のように、タグが付
けられた２つの一時情報を送信することにより開始す
る。しかし、ＡはＢのユーザキーＫｂを持っていないの
で、Ａはステップ（２ａ）で受信した暗号式が有効か否
かを検査することができない。Ａは、ＡＳに検査させる
ために、その暗号式を中継する。
【００６５】ステップ（ｂ）にて、サーバＡＳはＡ−Ｂ
−ＡＳプロトコルの場合と同一の暗号式を用いて応答す
る。サーバＡＳは、ＡおよびＢに対するコード化情報
と、自身の一時情報Ｎｓとともに、式Ea(g(Na,Ns,B))＋
Kab を追加しなければならない。この式は、サーバＡＳ
がＢからの暗号式を正しく検査したことをＡに知らせる
ためのものである。実際、この追加した式がＡＳからＡ
に送信されない場合、次のような共同攻撃に対して弱く
なる。すなわち、ＢおよびＡＳになりすました侵入者
が、ステップ（２ａ）および（ｂ）で送信される暗号フ
ィールドの代わりに、全くの偽情報をＡに送信した場
合、Ａはその偽情報が有効メッセージではないと見抜く
ことができない。この追加した式のシンタックスは、そ
の式が暗号上は安全であるが、いかなる追加の暗号演算
も必要としないというところから選択された。
【００６６】ステップ（ｂ）での情報が送信された後
も、ＡはＢをまだ認証しておらず、Ｂが侵入者でないこ
とを確認していない。Ａは、ステップ（２ａ）で初期ユ
ーザキーＫｂにより暗号化されたＢのメッセージを検査
することができない。また、ＡＳはＢを認証することが
できない。というのは、ステップ（２ａ）にて送信さ
れ、ステップ（ａ）にて中継された式には、ＡＳが生成
した一時情報Ｎｓがないので、ＡＳはその式のＢが生成
した一時情報Ｎｂを検査することができないからであ
る。しかし、ＡおよびＡＳにより獲得された部分的な確
信を組み合わせることにより、ＡはＢのＩＤを確認する
ことができる。実際、ステップ（ｂ）でのＡＳの応答
は、Ｎａがフレッシュである場合、ステップ（ａ）で式
を送信したパートナをＢと認証できることを、Ａに保証
する。一方、ＡはＮａを生成したので、ＡはＮａがフレ
ッシュであることを知っている。よって、ＡはＢのＩＤ
を確信することができる。
【００６７】そして、Ａは、まず、ＡがＡＳから受信し
たコード化情報Ｃａ（Ｋａｂ）から新しい情報Ｋａｂを
復元し、ついで、Ｋａｂを用いてＮｂを式Eab(g(Na,Nb,
A))で暗号化し、それをステップ（３）でＣｂ（Ｋａ
ｂ）およびＮｓとともにＢに送信することにより、Ｂの
認証を完了する。その時点で、ＢはＡを認証する。
【００６８】ＡＳ−Ａ−Ｂプロトコルは、ステップ（２
ａ）におけるEb(g(Na,Nb,A) とは異なる暗号演算Eab(g
(Na,Nb,A)) を最後に行うので、Ａ−Ｂ−ＡＳプロトコ
ルのように経済的ではない。ステップ（２ａ）では、新
しい情報Ｋａｂの代わりに初期ユーザキーＫｂが用いら
れ、従って、ユーザは余分の暗号演算を行わなければな
らないことになる。
【００６９】ＡＳ−Ａ−Ｂプロトコルは、サーバＡＳに
て登録が必要な場合、さらに２つのフローが必要にな
る。図６のステップ（３）の後、ＢがＡにEb(g(Nb,Ns,
A,Kab))を送信し、ついで、ＡがＡＳにEa(g(Na,Ns,B,Ka
b))を送信し、かつＢからのEb(g(Nb,Ns,A,Kab))を中継
することにすると、登録は容易に行われるであろう。Ａ
ＳによるＡおよびＢの認証は、ＡとＢの間の相互認証に
は必要ではない。ＡＳはログのためにのみと、必要な場
合は、監査の目的のためにのみＡおよびＢを認証する必
要がある。この場合、余分なフローがある。
【００７０】ＡＳ−Ａ−ＢおよびＡ−Ｂ−ＡＳ組み合わ
せ それらのプロトコルは緊密に関係し、かつ、共に、サー
バに柔軟にアクセスすることができる必要があるので、
両プロトコルの違いを比較し、理解するために、両プロ
トコルを図７に一緒に示す。図７のフローは、ＡＳを中
心にして左右に分けられており、左側はＡ−Ｂ−ＡＳプ
ロトコルを表し、右側はＡＳ−Ａ−Ｂプロトコルを表
す。
【００７１】Ａ−Ｂ−ＡＳおよびＡＳ−Ａ−Ｂは、２回
の基本的な３ウェイ交換に基づく。１回はＡとＢの間の
交換であり、もう１回はＡＳとＡまたはＢの間の交換で
ある。３ウェイ交換の２つの例を、図７に（１）−
（２）−（３）および（ａ）−（ｂ）−（ｃ）でそれぞ
れ示している。（ｃ）のフローはＡＳ−Ａ−Ｂにはない
ことに注意されたい。既に説明したように、そのことを
表す２つのフローを追加することができる。
【００７２】図７のフローから明らかなように、Ａおよ
びＢの間の対話と、ＡＳおよびＡ（またはＢ）の間の対
話は、Ａ−Ｂ−ＡＳおよびＡＳ−Ａ−Ｂプロトコルでほ
とんど同じである。より重要なことは、通信の起動側、
すなわち、Ａは常に同じフロー（１）から開始し、それ
により論理が簡単になる。また、サーバと誰が連絡をと
るかを判定するのは、Ｂ（より一般的には、サーバとど
の様に連絡するかを知るグループの他のユーザ）により
行うことができる。従って、正しいプロトコルの選択
は、プロトコル実行中に行われる。
【００７３】プロトコル組み合わせのロジック 一度、ユーザに起動側（Ａ）の役割か、あるいは応答側
（Ｂ）の役割が割り当てられると、簡単なロジックプロ
シージャに従って、プロトコルの次のステップがどれに
なるかを常に判定することができる。プロトコルを開始
しようとするエンティティを、起動側（Ａ）と呼び、別
のエンティティから最初のプロトコルメッセージ（Ｎ
ａ）を受信するエンティティを、応答側（Ｂ）と呼ぶ。
【００７４】ロジックを３ユーザ以上（ＡおよびＢだけ
でなく、例えば、Ａ、Ｃ、Ｄ、Ｆ、Ｂ）に拡張すること
は容易である（ＡおよびＢの間のフローが繰り返され、
種々のユーザから情報が集められ、そのフローに追加さ
れる）。この拡張の詳細については後で説明する。
【００７５】起動側の行動を規定するロジックを図８に
示す。図８に示したように、起動側は、応答側の行動お
よびＡＳとのネットワーク接続性に合致するプロトコル
ステップを実行することができる。起動側も応答側もＡ
Ｓと接続しない場合か、または、マルチパーティプロト
コルの前の実行から初期設定されるか、あるいは獲得さ
れた共用キーＫａｂが依然として有効である（ユーザは
前のキーを用いることができる）場合にのみ、ロジック
プロシージャはプロトコル実行を中止する。
【００７６】動的環境で、サーバにアクセス可能か否か
の論理判定が、ユーザ（この場合、Ｂ）により、ネット
ワークでサーバを突き止める探索プロシージャを開始す
ることにより行なわれる。このような探索プロシージャ
の起動をプロトコルの計算に追加することができる。こ
のような探索の結果は、サーバへのロケーション（例え
ば、パス）か、または否定応答である。
【００７７】図９は応答側の行動を示す。応答側も、起
動側の行動およびＡＳとのネットワーク接続性に合致す
るプロトコルステップを選択することができる。応答側
は、可能なときに、サーバに行くものと仮定する。
【００７８】多数のユーザ 多数のユーザ（３以上）の場合は、今まで説明してきた
プロトコルを少し拡張する必要がある。次のものが必要
である。
【００７９】・「グループ識別子」ＧＩ。これは全ての
メッセージでグループを識別するための、ユーザＩＤの
（名前順の）順序付けリストである。
【００８０】・パス情報（これを起動側により初期に決
定するか、または動的に決定することができる）。パス
情報は、パス順序を示すリストと、現メッセージ情報の
過去の訪問先を示す第２のリストとを含む。メッセージ
中継の順序がパス順序により与えられるのであれば、第
２のリストはなくてもよい。
【００８１】・さらに、各グループは「グループ名」Ｇ
Ｎを有する。ＧＮは、サーバから種々のユーザにグルー
プの新しいキーを配布するためのコード化情報を計算す
る際に用いられる６４ビットの値を得るための、グルー
プ識別子リストの保護ハッシュ関数である。安全なハッ
シュ関数をインプリメントする方法については、R.R.Ju
eneman,"A high speed manipulation detection code",
in Advances in Cryptology,Crypto86 proceedings,Ed.
A.M.Odlzko,Lecture Notes in Computer Science 263,
Springer-Verlag, 1987, 327-346頁を参照されたい。
【００８２】・収集された一時情報（Ｎａ、Ｎｂ１、Ｎ
ｂ２、Ｎｂ）のリスト、およびその６４ビットハッシュ
値ＦＮも保管する。
【００８３】Ａは、多数のユーザとのプロトコルを実行
するとき、そのメッセージにグループ識別子を追加し
て、全てのユーザに送る。グループのユーザをＡ、Ｂ、
Ｂ１、Ｂ２で示す。グループは、パスを介して、プロト
コルを実行することができる。ここでは、ＡからＢ１
に、Ｂ１からＢ２に、そしてＢ２からＢに至る直線パス
を仮定する。このパスは、前と同じように、ＡからＢに
至るものと記述することができるが、その間の中間ユー
ザＢ１およびＢ２により実行される中間アクションがあ
り、同様に、ＢからＡへのパスでは、中間ユーザＢ２お
よびＢ１により（この順に）実行される中間アクション
がある。中間ユーザはオペレーションを実行し、情報を
中継する。中間ユーザにより行われるオペレーションは
簡単である。Ｂ１およびＢ２を介する、ＡからＢへのフ
ローでは、Ｂ１は、自身の初期ユーザキーＫｂ１を用い
て、選択された一時情報に関するＡの計算を繰り返し、
それにタグをつけ、そして全てのメッセージをＢ２に転
送する。Ｂ２はＫｂ２を用いて、同様に動作し、その結
果をＢに転送する。フローがＢからＡに戻るとき、Ｂ２
は自分自身の選択およびキーを用いてＢの動作を繰り返
し、その結果をＢ１に転送する。Ｂ１は同様な動作を行
い、Ａに中継する。また、ユーザは、メッセージがどこ
を通過したかを示すパス情報を追加する。グループの一
時情報として応答で用いられる一時情報はＦＮであり、
これは全ての一時情報をハッシングすることにより得ら
れる。前と同じく、各ユーザは自身のＩＤを用いてその
メッセージにタグを付ける。上述したように、タグを付
けることは、中継されたメッセージのフィールドの所有
者を識別するのに重要である。実行の終りに、ユーザの
グループは新しいグループキーを得る。そのキーを用い
て、ユーザは互いに識別することができ、安全な認証さ
れた情報を互いに交換することができる。
【００８４】前にも述べたが、パスは、ネットワークの
接続性、ならびに他の可用性およびパフォーマンス課題
により決定され得る。各ユーザは、正しいタグを認識す
ることにより、自身に向けられた情報にアクセスするこ
とができるので、パス上のユーザの順番は重要ではな
い。
【００８５】Ａ、Ｂ１、Ｂ２、およびＢがこの順に並ん
でいるグループを想定して、次に、プロトコルバリアン
トを詳細に説明する。Ａ−Ｂ−ＡＳバリアントのグルー
プ識別子をＧＩ＝Ａ、Ｂ１、Ｂ２、Ｂとし、グループ名
は全てのユーザにより計算することができる、ＧＩのハ
ッシュ値であり、ＧＮと呼ばれる。一時情報はＮａ、Ｎ
ｂ１等である。ステップは次のようになる。
【００８６】・ＡがＢ１に送信する： A,Na,およびG
I。
【００８７】・Ｂ１がＢ２に送信する： A,Na,B1,Nb1,
およびGI。
【００８８】・Ｂ２がＢに送信する： A,Na,B1,Nb1,B
2,Nb2,およびGI ・ＢがＡＳに送信する： A,Na,B1,Nb1,B2,Nb2,B,Nb,お
よびGI。この時点で、一時情報を獲得したものは誰でも
ＦＮを計算することができる。
【００８９】・ＡＳがコード化情報を計算し、グループ
キーＫｇｒを戻す。ＡＳは Ca(Kgr) ＝Ea(f(Na,Ns,GN)+Ea(g(Na,Ns,GN))) ＋Kgr Cb(Kgr) ＝Eb(f(Nb,Ns,GN)+Eb(g(Nb,Ns,GN))) ＋Kgr, Cb1(Kgr)＝Eb1(f(Na,Ns,GN)+Eb1(g(Na,Ns,GN))) ＋Kgr, Cb2(Kgr)＝Eb2(f(Na,Ns,GN)+Eb2(g(Na,Ns,GN))) ＋Kgr を計算し、A,Ca(Kgr) B,Cb(Kgr) B2,Cb2(Kgr) B1,Cb1(K
gr),AS,NS および（一回限りの使用であることを証明す
るための）FN,Egr(FN)をＢに送信する。
【００９０】・ＢはCb(Kgr) からKgr を計算し、 A,Ca(Kgr) B2,Cb2(Kgr) B1,Cb1(Kgr), AS,NS,FN, Egr(F
N)および B,EBf＝Egr(f(FN,Nb,B)＋Egr(g(FN,Nb,B)))を
Ｂ２に送信する。
【００９１】・Ｂ２はCb2(Kgr)からKgr を計算し、 A,Ca(Kgr) B1,Cb1(Kgr) AS,NS,FN, Egr(FN) および B
2,EB2f＝Egr(f(FN,Nb2,B2)＋Egr(g(FN,Nb2,B2)))をＢ１
に送信する。
【００９２】・Ｂ１はCb1(Kgr)からKgr を計算し、 A,Ca(Kgr) AS,NS,FN, Egr(FN) および B1,EB1f＝Egr(f
(FN,Nb1,B1)＋Egr(g(FN,Nb1,B1)))をＡに送信する。
【００９３】・ＡはCa(Kgr) からKgr を計算し、 A,Egr(f(FN,Nb1,B1)(B1 検査のため) A,EAg＝Ea(g(Na,N
s,A))(AS 検査のため)をＢ１に送信する。
【００９４】・Ｂ１はEAg を検査し、 B1,Egr(g(FN,Nb2,B2)(B2が検査するため) B1,EB1g＝Eb1
(g(Nb1,Ns,B1))(サーバ検査のため) および A,EAg＝Ea
(g(Na,Ns,A))をＢ２に送信する。
【００９５】・Ｂ２はEB1gを検査し、 B2,Egr(g(FN,Nb2,B)(Bが検査するため) B2,EB2g＝Eb1(g
(Nb2,Ns,B2))(サーバ検査のため) B1,EB1g＝Eb1(g(Nb1,
Ns,B1) および A,EAg＝Ea(g(Na,Ns,A))をＢに送信す
る。
【００９６】・ＢはEB2gを検査し、 B,EBg ＝Eb(g(Nb,Ns,B))( サーバ検査のため) B2,EB2g
＝Eb1(g(Nb2,Ns,B2)) B1,EB1g＝Eb1(g(Nb1,Ns,B1)) お
よび A,EAg ＝Ea(g(Na,Ns,A))をASに送信する。
【００９７】・ＡＳはEAg,EBg,EB1g,EB2g の値が正確か
否かを検査し、グループＧＩがキーKgrを獲得したこと
を登録する。
【００９８】・ＡＳからグループ（Ｂ、Ｂ２、Ｂ１を介
してＡまで）への別の保証付きフローを追加することが
できる。すなわち、ＡＳがA,Ea(g(Ns,GN,Kgr)), B,Eb(g
(Ns,GN,Kgr)), B1,Eb1(g(Ns,GN,Kgr)), B2,Eb2(g(Ns,G
N,Kgr))を全てのユーザに送信し、各ユーザがこの保証
の有効性を検査する。これでこのプロトコルは終了す
る。
【００９９】同様に、ユーザＡ、Ｂ１、Ｂ２、Ｂを含む
ＡＳ−Ａ−Ｂの多数ユーザ用プロトコルも可能である。
【０１００】・ＡがＢ１に送信する：A,Na およびGI。
【０１０１】・Ｂ１がＢ２に送信する：A,Na, B1,Nb1,
および GI。
【０１０２】・Ｂ２がＢに送信する：A,Na, B1,Nb1, B
2,Nb2 およびGI。この時点で、ＢはＮｂを選択し、ＦＮ
を計算することができる。
【０１０３】・ＢがＢ２に送信する：GI B, Eb(f(FN,N
b,B) ＋Eb(g(FN,Nb,B))),Nb (サーバにより検査される) ・Ｂ２がＢ１に送信する：B, Eb(f(FN,Nb,B)＋Eb(g(FN,
Nb,B))),Nb B2,Eb2(f(FN,Nb2,B2) ＋Eb2(g(FN,Nb,B
2))),Nb2(サーバにより検査される) ・Ｂ１がＡに送信する：GI B, Eb(f(FN,Nb,B) ＋Eb(g(F
N,Nb,B))),Nb B2,Eb2(f(FN,Nb2,B2) ＋Eb2(g(FN,Nb2,B
2))),Nb2 B1,Eb1(f(FN,Nb1,B1) ＋Eb1(g(FN,Nb1,B
1))),Nb1 (サーバにより検査する) ・ＡがＡＳに送信する：GI B, Eb(f(FN,Nb,B) ＋Eb(g(F
N,Nb,B))),Nb B2,Eb2(f(FN,Nb2,B2) ＋Eb2(g(FN,Nb2,B
2))),Nb2 B1,Eb1(f(FN,Nb1,B1)＋Eb1(g(FN,Nb1,B1))),N
b1 A,Ea(f(FN,Na,A) ＋Ea(g(FN,Na,A))),Na (サーバに
より検査する) ・ＡＳはＡＳに転送された種々のユーザキーによる暗号
文が全て本当に正しいか否かを検査し、グループキーＫ
ｇｒを選択し、次のものを計算して、Ａに送信する:A,E
a(g(Ns,Na,GN))＋ Kgr, A,Ca(Kgr) （上述したよう
に） B,Eb(g(Ns,Nb,GN)) ＋Kgr, B,Cb(Kgr), B1,Eb
(g(Ns,Nb1,GN)) ＋Kgr, B1,Cb1(Kgr), B2,Eb2(g(Ns,N
a,GN))＋Kgr, B2,Cb2(Kgr) ・この最後のメッセージはＡに行き、ついで、Ｂ１、Ｂ
２、そしてＢに行く。その結果、グループの全てのユー
ザは新しいキーＫｇｒを共用する。
【０１０４】・登録が必要な場合には、各ユーザはキー
の受領を証明するための情報（Ａの場合は、A,Ea(g(Na,
Ns,A,Kgr))。他のユーザも同様。）をＡＳに戻す（Ｂか
らＢ１に、Ｂ１からＢ２に、Ｂ２からＡに、そしてＡか
らＡＳに）。これでプロトコルを終了する。
【０１０５】ユーザのロジックは３パーティの場合と同
様であり、ユーザは自分が起動側（Ａのタスク）か、応
答側（Ｂのタスク）か、または中間（Ｂ１、Ｂ２のタス
ク）かを知らなければならない。
【０１０６】基本的な実施例の拡張 サーバは（サーバとしての役割の他に）ユーザの役割を
演じることもできる。サーバはプロトコルを用いて、
（グループのメンバとして）サーバ自身を含むグループ
とキーを共用することができる。この場合、サーバは自
分自身に認証証明を送信することはしないが、プロトコ
ルサーバの役割と、１ユーザの役割を演じることができ
る。特に、これを用いて、サーバと１ユーザにより共用
されるキーを、サーバと実際のユーザのみが変更するこ
とできる信頼できる方法で、リフレッシュすることでき
る。
【０１０７】キー配布トークンの拡張 場合によっては、正しいキーがサーバにより証明されな
ければならないプロトコルを必要とする。その場合、Ａ
Ｓは無作為の値の新しいキーを用いて暗号文を送信し、
そのキーを証明する。これは、Eab(f(A,B,AS,Na,Nb,Ns)
＋Eab(g(A,B,AS,Na,Nb,Ns)))のような、キーとして発行
された新しいキーを用いた第２の暗号化表現とすること
ができる。この証明はコード化情報（今までのところ、
Ｃａ（Ｋａｂ）およびＣｂ（Ｋａｂ）を含む）の一部と
なる。キーが、ＡとＢの間の直接的な認証としては用い
られないが、他の理由で、例えば、秘密通信のような将
来のアプリケーションのために共用されるのであれば、
この拡張を必要とする。与えられたキーが別々の機構を
用いて（例えば、別の暗号キーにより）、ＡおよびＢに
対してコード化される場合、キーＫａｂではなく、暗号
化されたキーを、基本プロトコルのＣａおよびＣｂ式で
用いることができる。
【０１０８】別の情報証明 情報の別のフィールド（時間、満了時、アクセスコード
等）を、プロトコルを介して送信することができる。こ
れらのフィールドを証明する必要があるかもしれない。
これらのフィールドを証明するため、これらの余分の情
報フィールドを、暗号化される式で用いることができ
る。これは、例えば、それらのフィールドを６４ビット
のストリングに分割し、得られたブロックをその式に追
加することにより行われる。この追加は、ブロックと、
既に暗号化された式とを排他的ＯＲ演算し、再び暗号化
し、全てのブロックが用いられるまで、このオペレーシ
ョンを繰り返すことにより行われる。
【０１０９】最初にサーバに行くことは可能である 起動側が最初にサーバに行くプロトコルは同様に可能で
ある。唯一の問題は、サーバと通信しないユーザによっ
て生成される一時情報である。しかし、一時情報として
使用することができる無作為値（例えば、共通時間また
は前の値）を、起動側ではない他のユーザがサーバと共
用することは可能である。（図５の）Ａ−Ｂ−ＡＳでＢ
の役割を演じる起動側により、このようなプロトコルを
実行することができる（しかし、ステップ（ａ）から開
始し、それ自身の一時情報Ｎｂを送信する）。このよう
にして、Ａ−Ｂ−ＡＳと互換性があり、基本ブロックプ
ロトコルとしてファミリに組み合わすことができるプロ
トコルを与える。このようなプロトコルを用いるのは、
他のユーザについての付加的な情報を起動側が獲得しな
ければならないときである。起動側はこの情報（アドレ
ス、アクセス制御情報等）をサーバから獲得することが
できる。１つの例は、どのユーザがどの他のユーザおよ
び接続性情報にアクセスすることができるかを示すリス
トを、サーバが保管しており、従って、起動側が最初に
サーバをアドレスしなければならない場合である。サー
バは、このセッションを拒否するか、または受け入れ
て、通信の内部サブグループ順序を決定することができ
る。
【０１１０】マルチサーバの例 あるユーザのキー（ＡのキーＫａ）に関する情報と、他
のユーザのキー（ＢのキーＫｂ）に関する情報を別々の
物理ロケーション（サーバ）に置くのは可能である。こ
れは、サーバが内部プロトコル（図２の２ＰＰプロトコ
ル。送信されるメッセージはユーザについての情報の中
継および交換を含み、各ロケーションは初期情報（ユー
ザキー）を共用するユーザのために、オペレーションを
行う）を実際にランするプロトコルの簡単な拡張であ
る。ユーザはサーバ内通信を知らないし、どのロケーシ
ョンがどのようなオペレーションを行うかも知らない。
【０１１１】プロトコルと接続性検査の組み合わせ （ワイヤレスネットワークのような）非常に動的な環境
では、ユーザはロケーションを頻繁に変える。プロトコ
ルは、サーバを見つけるための探索プロシージャを最初
に起動すべきであり、その探索結果に従って、通信が開
始される。最初の探索プロシージャが失敗した場合は、
ユーザはサーバを探索しなければならない。ユーザはパ
フォーマンス制約に従ってバリアントを決定することが
できる。移動エンティティの将来の環境では、設計に柔
軟性があることは必須である。また、移動エンティティ
はグループを知り、そのグループを探索し、前の情報を
中継し、実際の経路情報をメッセージに追加することが
できる。従って、その経路は、ユーザにより局所的に決
定することができ、誰が既にメッセージを獲得したか、
および誰がそのメッセージを獲得する必要があるかを知
ることができる。
【０１１２】セキュリティの検討 実施例を理解するため、本当に安全であることを確認し
なければならず、従って、そのセキュリティを議論する
必要がある。ここでは、３パーティの例を議論すること
にする。そして、プロトコルは、個人およびグループに
よる種々様々な攻撃に対して安全であることを示す。こ
れは正しいオペレーションのために重要である。
【０１１３】（図２の）２ＰＰフローと、ＡおよびＢの
関係を示す式とを、３パーティプロトコル（本発明に従
うマルチパーティプロトコルの最小構成例）に適用する
ことは、次の理由から簡単に決定することができる。
【０１１４】・マルチパーティプロトコルは、ＡＳサー
バを用いない２パーティインプリメンテーションと互換
性があるものになる。
【０１１５】・マルチパーティプロトコルは、ＡとＢの
間、ＡとＡＳの間、およびＢとＡＳの間の相互認証のた
めの、２ＰＰにより提供される高度のセキュリティを利
用することができる。
【０１１６】・マルチパーティプロトコルは復号化オペ
レーションを用いる必要はない。
【０１１７】一方、ＡまたはＢと、ＡＳとの間の対話に
対して２ＰＰを選択することは、簡単ではなく、従って
明確に示す必要がある。次に、ＡＳと、ＡまたはＢとの
間のフローで２ＰＰが必要とされる理由を、可能な攻撃
（そのために２ＰＰが必要になる）と共に説明する。
【０１１８】ＡＳを装うこと Ａにより生成された呼掛け（Ｎａ）をＡＳからＡに送信
するキートークンＣａ（Ｋａｂ）に入れ、Ｂにより生成
された呼掛け（Ｎｂ）をＡＳからＢに送信するキートー
クンＣｂ（Ｋａｂ）に入れておくと、侵入者によるＡＳ
偽装を阻止することができる。保証のためのキートーク
ン中にこれらの呼掛けが存在すると、各キートークンが
ＡＳにより新たに生成されたことが、ＡおよびＢに対し
て証明される。
【０１１９】過去および未来キー攻撃 「過去キー攻撃」という用語は、過去にＡおよびＢに配
布された全てのペア関連の秘密キーを、１つのペア関連
キーを解読することにより、侵入者が獲得しようとする
ことを表す。逆に、未来キー攻撃は、１つのペア関連の
秘密キーの知識を用いて、未来の全てのペア関連の秘密
キーを解読しようとすることを表す。Ｃａ（Ｋａｂ）お
よびＣｂ（Ｋａｂ）にＮｓ項を存在させることにより、
これらの攻撃に打ち勝つことができる。
【０１２０】ＫａｂがＡおよびＢの間の１つのセッショ
ンの間に解読された場合、侵入者は、Ａ、ＢおよびＡＳ
の間のプロトコルの前の実行から記録されたＣａ（Ｋａ
ｂ´）およびＣｂ（Ｋａｂ´）を用いて、過去キー（Ｋ
ａｂ´）を解読しようとするであろう。侵入者は、実
際、Ｃａ（Ｋａｂ）とＫａｂを排他的ＯＲ演算すること
により、Ｃａ（Ｋａｂ）から、Ea(f(Na,Ns,B) ＋Ea(g(N
a,Ns,B))) を獲得することができ、同様に、Ｃｂ（Ｋａ
ｂ）からEb(f(Nb,Ns,A) ＋Eb(g(Nb,Ns,A))) を獲得する
ことができるであろう。Ｋａｂの解読されたキートーク
ンで用いられた呼掛けと同一のＡからの呼掛け（Ｎａ）
またはＢからの呼掛け（Ｎｂ）で構成された過去のキー
トークンを、侵入者が長い期間に亘って分かった場合で
も、単に排他的ＯＲ演算しただけでは、このような過去
のキートークン（Ｃａ（Ｋａｂ´）またはＣｂ（Ｋａｂ
´））からＫａｂ´を獲得することはできないであろ
う。というのは、ＮｓとＮｓ´の間に差異があるので、
Ca(Kab')＝ Ea(f(Na,Ns',B) ＋Ea(g(Na,Ns',B)))＋Kab'
と、Ea(f(Na,Ns,B) ＋Ea(g(Na,Ns,B))) を排他的ＯＲ演
算しても、Ｋａｂ´が生成されないからである。
【０１２１】同様に、一度、ＡおよびＢの間のペア関連
キーＫａｂが解読されると、侵入者は、上述した排他的
ＯＲ技法を用い、しかも、解読されたキーＫａｂのため
のプロトコル交換で用いられた呼掛けと同一の呼掛けを
送信することにより、未来キーを解読できるだけでな
く、ＡまたはＢを装うことができる。しかし、このよう
な攻撃は、過去キー攻撃の場合と同じ理由で成功はしな
い。すなわち、未来キーのために生成されたキートーク
ンが、ＡＳにより生成された別の一時情報（Ｎｓ）に依
存するからである。
【０１２２】合法的なパーティによる偽装：Ｃａ（Ｋａ
ｂ）およびＣｂ（Ｋａｂ）にそれぞれＡの名前およびＢ
の名前が存在しなければ、ＡＳに登録されている別のパ
ーティＣがＡまたはＢのいずれかを装うことができる。
ＡＳ−Ａ−Ｂプロトコルでは、Ａを装うため、最初に、
侵入者Ｃは一時情報ＮａをＡの名前と共にＢに送信し、
Ｂはそれに対して２ＰＰ式で応答し、ＣはそれをＡＳに
送って、自身がＣであることをＡＳに告げる。ＣはＡＳ
に知られた合法的なパーティであり、しかも、Ｂにより
送信された２ＰＰ式がＢのパートナのＩＤを示していな
いので、ＡＳはＣの要求を受け入れ、ＣおよびＢにより
共用されるキーのための２つの有効なキートークンによ
り応答する。ＣおよびＢはいずれもそのキーを用いるこ
とができ、それによりＢに対してＣが認証されると、Ｂ
はＣがＡであると誤信することになる。
【０１２３】実際には、キートークンＣｂ（Ｋａｂ）お
よびＣａ（Ｋａｂ）にそれぞれＡおよびＢの名前が存在
するため、このような攻撃は成功しない。上述したシナ
リオでは、ＢのためにＡＳにより生成されたＣｂ（Ｋａ
ｂ）がＣの名前を含むことになる。ＢはキートークンＣ
ｂ（Ｋａｂ）を用いて、パートナはＣであって、Ａでな
いことを明らかに検証することができるので、ＣがＢに
対してＡを装うことは成功しないことになる。
【０１２４】組み合わ攻撃 組み合わせ攻撃では、侵入者は、Ａ−Ｂ−ＡＳおよびＡ
Ｓ−Ａ−Ｂプロトコルが共存することを利用し、しか
も、対等認証のために用いられる式と、ＡＳにより送信
される式との間の類似性を利用しようとする。
【０１２５】ＡＳ−Ａ−Ｂプロトコルで呼掛けＮａをＡ
から受信した後、Ｂを装っている侵入者Ｃは、Ａ−Ｂ−
ＡＳフローを用いて、ＡＳに行く。Ｃの要求に対するＡ
Ｓからの応答は、実際、式 (Cb(Kab) ＝Eb(f(Na,Ns,A)
＋Eb(g(Na,Nb,A))) ＋Kab)を含む。Ｃは、Ａの呼掛けに
対するＢの応答としてこの式を送信することにより、Ａ
を騙そうとする。しかし、この応答がＡに受け入れられ
ることはない。というのは、この応答は、２ＰＰ式と無
作為の値（Ｋａｂ）との排他的ＯＲ演算の結果を含むか
らである。侵入者が無作為値（Ｋａｂ）をその式から取
り出すことができても、２ＰＰ式の中にはＢの名前の代
わりにＡの名前が含まれるので、Ａは応答の受け入れを
拒否する。
【０１２６】Ｂに対してＡを装う侵入者Ｃが、Ａ−Ｂ−
ＡＳプロトコルから開始し、Ｂの応答を受信した後、Ａ
Ｓ−Ａ−Ｂプロトコルに進むような二重攻撃も考えられ
る。しかし、この攻撃は成功しない。というのは、ＡＳ
−Ａ−Ｂプロトコルでは、ＡＳは、Ｂにより期待される
メッセージとして用いられる式(Eab(g(Na,Nb,A)))を配
送しないからである。
【０１２７】
【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
ネットワークがトポロジーを変化させた場合でもネット
ワークユーザ間で秘密通信を行うことができる。
【図面の簡単な説明】
【図１】リンクにより接続されたコンピュータのところ
にユーザが存在する（ＳＮＡ、ＡＰＰＮネットワークの
ような）代表的な通信システムを示す略図である。
【図２】当業者に公知の２パーティ認証のプロトコルを
示す略図である。
【図３】ネットワークトポロジーが変化したときの動的
通信シナリオを示す略図である。
【図４】ネットワークトポロジーが変化したときの動的
通信シナリオを示す略図である。
【図５】３パーティプロトコルを示す略図である。
【図６】３パーティプロトコルを示す略図である。
【図７】３パーティに対する２つのプロトコルを示す略
図である。
【図８】３パーティプロトコルの起動側のロジックであ
る決定ツリーを示す図である。
【図９】３パーティプロトコルの応答側のロジックであ
る決定ツリーを示す図である。
【符号の説明】
Ａ、Ｂ、Ｃ、Ｄ、Ｅ ユーザ ＡＳ サーバ ２０−１〜２０−１０ リンク
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.6 識別記号 庁内整理番号 ＦＩ 技術表示箇所 Ｇ０９Ｃ 1/00 ６６０ 7259−5Ｊ Ｇ０９Ｃ 1/00 ６６０Ｅ Ｈ０４Ｌ 9/32 Ｈ０４Ｌ 9/00 ６７５Ａ 12/00 ６７５Ｄ ６０１Ｅ 9466−5Ｋ 11/00 (72)発明者 アミア ハーツバーグ アメリカ合衆国 10463 ニューヨーク 州 ブロンクス ネザーランド アベニ ュ 2600 アパート 1416 (72)発明者 フィリップ アルノー ジャンソン スイス ツェーハー 8820 チューリッ ヒ ヴェーデンスヴィル オーベレ ラ イホーフシュトラーセ 69 (72)発明者 シエイ クッテン アメリカ合衆国 07866 ニュージャー ジー州 ロッカウェイ レノックス ス トリート 41 (72)発明者 リフィク エイ． モルヴァ フランス 06160 ジュアン レ ピン イムパッセ デ オリビア ヴィラ クーパーニュ ８ (72)発明者 マルセル モルデシャイ ユング アメリカ合衆国 10025 ニューヨーク 州 ニューヨーク ウエスト 112 ス トリート 605 (56)参考文献 特開 平２−54644（ＪＰ，Ａ) 特開 平２−122745（ＪＰ，Ａ)

Claims (6)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 通信ネットワークのユーザ間で秘密通信
    を行う方法であって、 （ａ）前記通信ネットワークのサーバに、該サーバおよ
    び対応するユーザだけが知っている初期ユーザキーを記
    憶するステップと、 （ｂ）前記秘密通信を行う各ユーザのＩＤおよび認証の
    ための一時情報を前記サーバに送信するステップと、 （ｃ）前記秘密通信を行うユーザのグループで使用され
    るグループキーを前記サーバで生成するステップと、 （ｄ）前記グループの各ユーザに対して、前記グループ
    キーと、前記一時情報と、前記初期ユーザキーと、前記
    ＩＤとに依存するコード化情報を前記サーバで生成する
    ステップと、 （ｅ）前記コード化情報に、対応するユーザを表すタグ
    を付けて前記サーバから前記グループのユーザにそれぞ
    れ送信するステップと、 （ｆ）前記グループの各ユーザにおいて、前記コード化
    情報に付されているタグから当該ユーザのためのコード
    化情報を識別し、識別した情報から自身の初期ユーザキ
    ーを用いて前記グループキーを取り出すステップと、 （ｇ）ステップ（ｆ）で取り出したグループキーを用い
    て前記グループのユーザ間で秘密通信を行うステップ
    と、 を含む秘密通信方法。
  2. 【請求項２】 ステップ（ａ）で送信されるＩＤおよび
    一時情報は、前記グループのユーザのうち、前記サーバ
    との間に利用可能なパスを有する選択されたユーザによ
    って収集され、該選択されたユーザから前記サーバに送
    信される、請求項１に記載の方法。
  3. 【請求項３】 前記一時情報は各ユーザによって生成さ
    れる乱数である、請求項１または２に記載の方法
  4. 【請求項４】 通信ネットワークのユーザ間で秘密通信
    を行う装置であって、 （ａ）前記通信ネットワークのサーバに、該サーバおよ
    び対応するユーザだけが知っている初期ユーザキーを記
    憶する手段と、 （ｂ）前記秘密通信を行う各ユーザのＩＤおよび認証の
    ための一時情報を前記サーバに送信する手段と、 （ｃ）前記秘密通信を行うユーザのグループで使用され
    るグループキーを前記サーバで生成する手段と、 （ｄ）前記グループの各ユーザに対して、前記グループ
    キーと、前記一時情報と、前記初期ユーザキーと、前記
    ＩＤとに依存するコード化情報を前記サーバで生成する
    手段と、 （ｅ）前記コード化情報に、対応するユーザを表すタグ
    を付けて前記サーバから前記グループのユーザにそれぞ
    れ送信する手段と、 （ｆ）前記グループの各ユーザにおいて、前記コード化
    情報に付されているタグから当該ユーザのためのコード
    化情報を識別し、識別した情報から自身の初期ユーザキ
    ーを用いて前記グループキーを取り出す手段と、 を含み、手段（ｆ）で取り出したグループキーを用いて
    前記グループのユーザ間で秘密通信を行うことを特徴と
    する秘密通信装置。
  5. 【請求項５】 手段（ａ）で送信されるＩＤおよび一時
    情報は、前記グループのユーザのうち、前記サーバとの
    間に利用可能なパスを有する選択されたユーザによって
    収集され、該選択されたユーザから前記サーバに送信さ
    れる、請求項４に記載の装置。
  6. 【請求項６】 前記一時情報は各ユーザによって生成さ
    れる乱数である、請求項４または５に記載の装置。
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