JP2671649B2 - 認証方式 - Google Patents
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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
- H04L9/32—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols including means for verifying the identity or authority of a user of the system or for message authentication, e.g. authorization, entity authentication, data integrity or data verification, non-repudiation, key authentication or verification of credentials
- H04L9/321—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols including means for verifying the identity or authority of a user of the system or for message authentication, e.g. authorization, entity authentication, data integrity or data verification, non-repudiation, key authentication or verification of credentials involving a third party or a trusted authority
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- H04L9/3218—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols including means for verifying the identity or authority of a user of the system or for message authentication, e.g. authorization, entity authentication, data integrity or data verification, non-repudiation, key authentication or verification of credentials using proof of knowledge, e.g. Fiat-Shamir, GQ, Schnorr, ornon-interactive zero-knowledge proofs
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- Control Of Vending Devices And Auxiliary Devices For Vending Devices (AREA)
- Storage Device Security (AREA)
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、相手認証（例えば、電
話の話し相手が本当に自分の話し相手であることを認証
する），本人認証（例えば、自分が本当にその本人であ
ることを相手や他人に認証してもらう），などを行う認
証方法に関するものであり、とくに電気通信システムを
もちいたクレジットカ−ドシステムに有用である。
話の話し相手が本当に自分の話し相手であることを認証
する），本人認証（例えば、自分が本当にその本人であ
ることを相手や他人に認証してもらう），などを行う認
証方法に関するものであり、とくに電気通信システムを
もちいたクレジットカ−ドシステムに有用である。
【０００２】
【従来の技術】従来、暗号通信の分野における認証で
は、ある秘密情報Ｓ（例えば、パスワ−ドやＩＤナンバ
−など）を知っている者（以下、証明者と呼ぶ。）を本
人と検証者が確かめることで、認証が行われている。こ
うした認証方法の中で、零知識証明技術に基づいた暗号
認証方法が数多く提案されている。この代表的な認証方
法として、ＦｉａｔとＳｈａｍｉｒの提案した、いわゆ
るＦｉａｔ−Ｓｈａｍｉｒ法（ＵＳＰ第４，７４８，６
６８号明細書に開示されている。）は、（完全性）検証
者は、秘密情報Ｓを知っている者を、本人と認める。
（健全性）検証者は、秘密情報Ｓを知らない者は、本人
と認めない。（零知識性）証明者は、検証者に、秘密情
報Ｓを知っているということだけを伝え、秘密情報Ｓに
関する内容は、一切漏らさない。という意味で、いかな
る攻撃（例えば、なりすましや通信回線の盗聴など）に
対しても安全であり、認証方法としては有望である。
は、ある秘密情報Ｓ（例えば、パスワ−ドやＩＤナンバ
−など）を知っている者（以下、証明者と呼ぶ。）を本
人と検証者が確かめることで、認証が行われている。こ
うした認証方法の中で、零知識証明技術に基づいた暗号
認証方法が数多く提案されている。この代表的な認証方
法として、ＦｉａｔとＳｈａｍｉｒの提案した、いわゆ
るＦｉａｔ−Ｓｈａｍｉｒ法（ＵＳＰ第４，７４８，６
６８号明細書に開示されている。）は、（完全性）検証
者は、秘密情報Ｓを知っている者を、本人と認める。
（健全性）検証者は、秘密情報Ｓを知らない者は、本人
と認めない。（零知識性）証明者は、検証者に、秘密情
報Ｓを知っているということだけを伝え、秘密情報Ｓに
関する内容は、一切漏らさない。という意味で、いかな
る攻撃（例えば、なりすましや通信回線の盗聴など）に
対しても安全であり、認証方法としては有望である。
【０００３】以下この従来の認証方法について説明す
る。図２はこの従来の認証方法に用いられる装置のブロ
ック図であり、１は証明者の操作により乱数を生成する
乱数発生器、２は証明者の操作により演算を行う演算
器、３は証明者が生成する乱数や、証明者の持つ秘密情
報や、検証者から送られるデ−タを記憶する証明者側メ
モリ、４は検証者の操作により乱数を生成する乱数発生
器、５は検証者の操作により演算を行う演算器、６は検
証者が生成する乱数や、証明者から送られるデ−タを記
憶する検証者側メモリ、９は証明者と検証者とがデ−タ
のやりとりを行う通信回線である。上記、乱数発生器
１，演算器２，メモリ３により証明者側装置１１が構成
され、乱数発生器４，演算器５，メモリ６により検証者
側装置１２が構成される。まず、信頼できるセンタが、
個人識別情報としてＩＤを用いる利用者に対して、次の
手順で秘密情報ｓを生成する。ここでＮは公開情報であ
り、秘密の情報ｐとｑを用いてＮ＝ｐ×ｑと表せる。ま
た、一方向性関数ｆも公開されている。
る。図２はこの従来の認証方法に用いられる装置のブロ
ック図であり、１は証明者の操作により乱数を生成する
乱数発生器、２は証明者の操作により演算を行う演算
器、３は証明者が生成する乱数や、証明者の持つ秘密情
報や、検証者から送られるデ−タを記憶する証明者側メ
モリ、４は検証者の操作により乱数を生成する乱数発生
器、５は検証者の操作により演算を行う演算器、６は検
証者が生成する乱数や、証明者から送られるデ−タを記
憶する検証者側メモリ、９は証明者と検証者とがデ−タ
のやりとりを行う通信回線である。上記、乱数発生器
１，演算器２，メモリ３により証明者側装置１１が構成
され、乱数発生器４，演算器５，メモリ６により検証者
側装置１２が構成される。まず、信頼できるセンタが、
個人識別情報としてＩＤを用いる利用者に対して、次の
手順で秘密情報ｓを生成する。ここでＮは公開情報であ
り、秘密の情報ｐとｑを用いてＮ＝ｐ×ｑと表せる。ま
た、一方向性関数ｆも公開されている。
【０００４】ステップＡ−１ 一方向性関数ｆを用いて Ｉ＝ｆ（ＩＤ） を計算する。
【０００５】ステップＡ−２ Ｉに対してＮの素因数ｐとｑとを用いて ｓ2 ＝ Ｉ ｍｏｄ Ｎ を満たすｓを計算する。
【０００６】ステップＡ−３ 利用者に対してｓを秘密に発行し、一方向性関数ｆと合
成数Ｎを公開する。
成数Ｎを公開する。
【０００７】利用者の認証方式は以下の通りである。証
明者Ｐは、検証者Ｖに対して、Ｐが本人であることを、
以下の手順で示す。
明者Ｐは、検証者Ｖに対して、Ｐが本人であることを、
以下の手順で示す。
【０００８】ステップＡ−４ 証明者ＰがＩＤを検証者Ｖに送る。
【０００９】ステップＡ−５ 検証者ＶがＩ＝ｆ（ＩＤ）を計算する。下記のステップ
Ａ−６〜Ａ−９をｔ回繰り返す。
Ａ−６〜Ａ−９をｔ回繰り返す。
【００１０】ステップＡ−６ 証明者Ｐは、 ｒ∈ＺN * をランダムに選び、
【００１１】ｘ＝ｒ2 ｍｏｄ Ｎ を計算し、ｘを検証者に送る。
【００１２】ステップＡ−７ 検証者は、０または１をランダムかつ一様に選び、ｅと
して検証者に送る。
して検証者に送る。
【００１３】ステップＡ−８ 証明者は、 ｚ＝ｒ＋ｅ×ｓ ｍｏｄ Ｎ を検証者に送る。
【００１４】ステップＡ−９ 検証者は、 ｚ2＝ｘ×Ｉe ｍｏｄ Ｎ が成立するかどうかをを確かめる。成立すれば、検証者
は証明者を正当であると判定する。さもなくば、検証者
は証明者を不当であると判定する。
は証明者を正当であると判定する。さもなくば、検証者
は証明者を不当であると判定する。
【００１５】また、こうしたＦｉａｔ−Ｓｈａｍｉｒの
認証方法をもちいて、電気通信システム電子資金移動等
を行う方式が太田・岡本（特開平２−２６６４６４号）
により、提案されている。
認証方法をもちいて、電気通信システム電子資金移動等
を行う方式が太田・岡本（特開平２−２６６４６４号）
により、提案されている。
【００１６】
【発明が解決しようとする課題】従来の認証方法は以上
のように構成されているので、計算量理論に基づき、零
知識証明であることが証明され、安全性の観点からは申
し分ない方式であるが、証明者と検証者の通信履歴が、
後日、本当に通信したことの証拠として意味をなさない
という問題があった。とくに太田・岡本（特開平２−２
６６４６４号）の方式を銀行の電子現金システムに用い
た場合、電子現金発行の証拠が残らない為、銀行内部の
犯罪者（横領）に対しては無防備であり、また、電子現
金を受け取った人が、あとでその事実を否定しても、立
証する証拠が何も無く、証明者と検証者とが認証した
後、本当に通信したことの証拠が残る認証方法を得るこ
とが課題であった。
のように構成されているので、計算量理論に基づき、零
知識証明であることが証明され、安全性の観点からは申
し分ない方式であるが、証明者と検証者の通信履歴が、
後日、本当に通信したことの証拠として意味をなさない
という問題があった。とくに太田・岡本（特開平２−２
６６４６４号）の方式を銀行の電子現金システムに用い
た場合、電子現金発行の証拠が残らない為、銀行内部の
犯罪者（横領）に対しては無防備であり、また、電子現
金を受け取った人が、あとでその事実を否定しても、立
証する証拠が何も無く、証明者と検証者とが認証した
後、本当に通信したことの証拠が残る認証方法を得るこ
とが課題であった。
【００１７】
【課題を解決するための手段】この発明の認証方式に係
わる第１の発明は、証明者から最初に送られる応答文Ｘ
と検証者がランダムに生成した乱数メツセージＭとか
ら、検証者は、問い合わせ文Ｅ＝ｆ（Ｍ，Ｘ）を生成
し、この問い合わせ文Ｅと乱数メッセ−ジＭとを証明者
に送り、証明者は、初期応答文Ｘと検証者から送信され
た乱数メッセ−ジＭと問い合わせ文Ｅとが、Ｅ＝ｆ
（Ｍ，Ｘ）を満たすことを確認した後、初期応答文Ｘと
問い合わせ文Ｅに対応した応答文Ｙを、秘密情報ｓを用
いて生成して、検証者に送信し、検証者は、公開情報Ｉ
を用いて、応答文Ｙが先に受信した初期応答文Ｘと先に
送信した問い合わせ文Ｅに対する正しい応答になってい
ることを検査して、証明者の秘密情報ｓを漏らすことな
く、証明者が秘密情報ｓを知っていることを認証し、証
明者から最初に送られる応答文Ｘと検証者がランダムに
生成した乱数Ｍと証明者の応答文Ｙとを認証の証拠とす
る。
わる第１の発明は、証明者から最初に送られる応答文Ｘ
と検証者がランダムに生成した乱数メツセージＭとか
ら、検証者は、問い合わせ文Ｅ＝ｆ（Ｍ，Ｘ）を生成
し、この問い合わせ文Ｅと乱数メッセ−ジＭとを証明者
に送り、証明者は、初期応答文Ｘと検証者から送信され
た乱数メッセ−ジＭと問い合わせ文Ｅとが、Ｅ＝ｆ
（Ｍ，Ｘ）を満たすことを確認した後、初期応答文Ｘと
問い合わせ文Ｅに対応した応答文Ｙを、秘密情報ｓを用
いて生成して、検証者に送信し、検証者は、公開情報Ｉ
を用いて、応答文Ｙが先に受信した初期応答文Ｘと先に
送信した問い合わせ文Ｅに対する正しい応答になってい
ることを検査して、証明者の秘密情報ｓを漏らすことな
く、証明者が秘密情報ｓを知っていることを認証し、証
明者から最初に送られる応答文Ｘと検証者がランダムに
生成した乱数Ｍと証明者の応答文Ｙとを認証の証拠とす
る。
【００１８】また、第２の発明は、証明者を検証者が認
証した後で、検証者は、証明者を認証したということ
を、調停者に伝えるのに認証時の履歴デ−タＨ＝（Ｘ，
Ｍ，Ｙ）を調停者に送信し、履歴デ−タＨを受け取った
調停者は、履歴デ−タＨの正当性を、応答文Ｙと公開情
報Ｉとから応答文Ｙが初期応答文Ｘと問い合わせ文Ｅに
対する正しい応答になっていることを検査し、検証者が
証明者を認証したことを認めるものである。
証した後で、検証者は、証明者を認証したということ
を、調停者に伝えるのに認証時の履歴デ−タＨ＝（Ｘ，
Ｍ，Ｙ）を調停者に送信し、履歴デ−タＨを受け取った
調停者は、履歴デ−タＨの正当性を、応答文Ｙと公開情
報Ｉとから応答文Ｙが初期応答文Ｘと問い合わせ文Ｅに
対する正しい応答になっていることを検査し、検証者が
証明者を認証したことを認めるものである。
【００１９】また、第３の発明は、証明者は初期応答文
Ｘと要求文Ｒを検証者に送信し、検証者は、乱数メッセ
−ジＭを生成し、証明者から送られた初期応答文Ｘと要
求文Ｒと乱数メッセ−ジＭとから問い合わせ文Ｅ＝ｆ
（Ｍ，Ｘ，Ｒ）を演算し、問い合わせ文Ｅと乱数メッセ
−ジＭとを証明者に送信し、証明者は、初期応答文Ｘと
要求文Ｒと検証者から送られてきた乱数メッセ−ジＭと
問い合わせ文Ｅとが、Ｅ＝ｆ（Ｍ，Ｘ，Ｒ）を満たすこ
とを確認した後、初期応答文Ｘと問い合わせ文Ｅに対応
した応答文Ｙを秘密情報ｓを用いて生成し、検証者に応
答文Ｙを送信し、検証者は、応答文Ｙと公開情報Ｉとを
演算器に入力して、応答文Ｙが先に受信した初期応答文
Ｘと先に送信した問い合わ文Ｅに対する正しい応答にな
っていることを検査して、証明者が要求文Ｒを要求した
ことを認証するものである。
Ｘと要求文Ｒを検証者に送信し、検証者は、乱数メッセ
−ジＭを生成し、証明者から送られた初期応答文Ｘと要
求文Ｒと乱数メッセ−ジＭとから問い合わせ文Ｅ＝ｆ
（Ｍ，Ｘ，Ｒ）を演算し、問い合わせ文Ｅと乱数メッセ
−ジＭとを証明者に送信し、証明者は、初期応答文Ｘと
要求文Ｒと検証者から送られてきた乱数メッセ−ジＭと
問い合わせ文Ｅとが、Ｅ＝ｆ（Ｍ，Ｘ，Ｒ）を満たすこ
とを確認した後、初期応答文Ｘと問い合わせ文Ｅに対応
した応答文Ｙを秘密情報ｓを用いて生成し、検証者に応
答文Ｙを送信し、検証者は、応答文Ｙと公開情報Ｉとを
演算器に入力して、応答文Ｙが先に受信した初期応答文
Ｘと先に送信した問い合わ文Ｅに対する正しい応答にな
っていることを検査して、証明者が要求文Ｒを要求した
ことを認証するものである。
【００２０】第４の発明は証明者を検証者が認証した後
で、検証者は、証明者が認証時に要求文Ｒを用いたとい
うことを、調停者に、伝えるのに認証時の履歴デ−タ
（Ｘ，Ｒ，Ｍ，Ｙ）を第３者に送信し、履歴デ−タ
（Ｘ，Ｒ，Ｍ，Ｙ）を受けとった調停者は、履歴デ−タ
（Ｘ，Ｒ，Ｍ，Ｙ）の正当性を、応答文Ｙと公開情報Ｉ
とから、応答文Ｙが初期応答文Ｘと問い合わせ文Ｅ＝ｆ
（Ｍ，Ｘ，Ｒ）に対する正しい応答になっていることを
検査して、検証者が要求文Ｒを要求する証明者を認証し
たことを認めるものである。
で、検証者は、証明者が認証時に要求文Ｒを用いたとい
うことを、調停者に、伝えるのに認証時の履歴デ−タ
（Ｘ，Ｒ，Ｍ，Ｙ）を第３者に送信し、履歴デ−タ
（Ｘ，Ｒ，Ｍ，Ｙ）を受けとった調停者は、履歴デ−タ
（Ｘ，Ｒ，Ｍ，Ｙ）の正当性を、応答文Ｙと公開情報Ｉ
とから、応答文Ｙが初期応答文Ｘと問い合わせ文Ｅ＝ｆ
（Ｍ，Ｘ，Ｒ）に対する正しい応答になっていることを
検査して、検証者が要求文Ｒを要求する証明者を認証し
たことを認めるものである。
【００２１】第５の発明は証明者の認証回数が制限され
た認証方式において、検証者は、認証ごとに異なる乱数
メッセ−ジを用いて、履歴デ−タを保持し、異なる履歴
デ−タが、許された認証回数に達したら、以降の証明者
の認証は受け付けないことで認証を行うものである。
た認証方式において、検証者は、認証ごとに異なる乱数
メッセ−ジを用いて、履歴デ−タを保持し、異なる履歴
デ−タが、許された認証回数に達したら、以降の証明者
の認証は受け付けないことで認証を行うものである。
【００２２】第６の発明は、検証者が問い合わせ文を計
算する際、検証者の乱数メッセ−ジＭと、証明者の初期
応答文Ｘと要求文Ｒ（あるいはＭとＸ）とから検証者の
デジタル署名Ｄ（Ｍ，Ｘ，Ｒ）を生成し、Ｅ＝ｆ（Ｄ
（Ｍ，Ｘ，Ｒ））とし、問い合わせ文Ｅと乱数メッセ−
ジＭと、デジタル署名Ｄ（Ｍ，Ｘ，Ｒ）とを証明者に送
信することで認証を行うものである。
算する際、検証者の乱数メッセ−ジＭと、証明者の初期
応答文Ｘと要求文Ｒ（あるいはＭとＸ）とから検証者の
デジタル署名Ｄ（Ｍ，Ｘ，Ｒ）を生成し、Ｅ＝ｆ（Ｄ
（Ｍ，Ｘ，Ｒ））とし、問い合わせ文Ｅと乱数メッセ−
ジＭと、デジタル署名Ｄ（Ｍ，Ｘ，Ｒ）とを証明者に送
信することで認証を行うものである。
【００２３】
【作用】この発明の認証方式に係る第１の発明により、
証明者を検証者が認証するに、検証者は、証明者からの
初期応答文Ｘと乱数メッセ−ジＭとから問い合わせ文Ｅ
＝ｆ（Ｍ，Ｘ）を生成し、証明者は問い合わせ文ＥがＥ
＝ｆ（Ｍ，Ｘ）を満足することを確認して、秘密情報ｓ
を用いて作成した応答文Ｙを検証者に送信し、検証者は
応答文Ｙが初期応答文Ｘと問い合わせ文Ｅ＝ｆ（Ｍ，
Ｘ）に対する正しい応答になっていることを検査して、
検証者が証明者を認証したことを認め、証明者から最初
に送られる応答文Ｘと検証者がランダムに生成した乱数
Ｍと証明者の応答文Ｙとを認証の証拠とする。
証明者を検証者が認証するに、検証者は、証明者からの
初期応答文Ｘと乱数メッセ−ジＭとから問い合わせ文Ｅ
＝ｆ（Ｍ，Ｘ）を生成し、証明者は問い合わせ文ＥがＥ
＝ｆ（Ｍ，Ｘ）を満足することを確認して、秘密情報ｓ
を用いて作成した応答文Ｙを検証者に送信し、検証者は
応答文Ｙが初期応答文Ｘと問い合わせ文Ｅ＝ｆ（Ｍ，
Ｘ）に対する正しい応答になっていることを検査して、
検証者が証明者を認証したことを認め、証明者から最初
に送られる応答文Ｘと検証者がランダムに生成した乱数
Ｍと証明者の応答文Ｙとを認証の証拠とする。
【００２４】また第２の発明により、問い合わせ文Ｅ
が、証明者の初期応答文Ｘと検証者の乱数メッセ−ジＭ
とから構成されＨ＝（Ｘ，Ｍ，Ｙ）を履歴デ−タとして
調停者に送信しているので、第三者である調停者により
Ｈ＝（Ｘ，Ｍ，Ｙ）が履歴デ−タして、検証者が証明者
を認証したことの証拠として使われる。
が、証明者の初期応答文Ｘと検証者の乱数メッセ−ジＭ
とから構成されＨ＝（Ｘ，Ｍ，Ｙ）を履歴デ−タとして
調停者に送信しているので、第三者である調停者により
Ｈ＝（Ｘ，Ｍ，Ｙ）が履歴デ−タして、検証者が証明者
を認証したことの証拠として使われる。
【００２５】また第３の発明により、証明者は初期応答
文Ｘと要求文Ｒを検証者に送信するので、証明者が要求
文Ｒを要求したことを、証明者は秘密情報を漏らすこと
なく示し、Ｈ＝（Ｘ，Ｒ，Ｍ，Ｙ）を履歴デ−タして、
検証者が要求文Ｒを要求する証明者を認証したことの証
拠として使う。
文Ｘと要求文Ｒを検証者に送信するので、証明者が要求
文Ｒを要求したことを、証明者は秘密情報を漏らすこと
なく示し、Ｈ＝（Ｘ，Ｒ，Ｍ，Ｙ）を履歴デ−タして、
検証者が要求文Ｒを要求する証明者を認証したことの証
拠として使う。
【００２６】また第４の発明により、問い合わせ文Ｅ
が、証明者の初期応答文Ｘとと要求文Ｒと検証者の乱数
メッセ−ジＭとから構成されているので、Ｈ＝（Ｘ，
Ｒ，Ｍ，Ｙ）を履歴デ−タし、この履歴デ−タＨ＝
（Ｘ，Ｒ，Ｍ，Ｙ）を調停者に送信しているので、第三
者である調停者により検証者が要求文Ｒを要求する証明
者を認証したことの証拠として使う。
が、証明者の初期応答文Ｘとと要求文Ｒと検証者の乱数
メッセ−ジＭとから構成されているので、Ｈ＝（Ｘ，
Ｒ，Ｍ，Ｙ）を履歴デ−タし、この履歴デ−タＨ＝
（Ｘ，Ｒ，Ｍ，Ｙ）を調停者に送信しているので、第三
者である調停者により検証者が要求文Ｒを要求する証明
者を認証したことの証拠として使う。
【００２７】また第５の発明により、検証者は、認証ご
とに異なる乱数メッセ−ジを用いて、履歴デ−タを保持
し、異なる履歴デ−タが、許された認証回数に達した
ら、以降の証明者の認証は受け付けないことで認証を行
うので、証明者の認証回数を制限する。
とに異なる乱数メッセ−ジを用いて、履歴デ−タを保持
し、異なる履歴デ−タが、許された認証回数に達した
ら、以降の証明者の認証は受け付けないことで認証を行
うので、証明者の認証回数を制限する。
【００２８】また第６の発明により、検証者が問い合わ
せ文を計算する際、検証者の乱数メッセ−ジＭと、証明
者の初期応答文Ｘと要求文Ｒ（あるいはＭとＸ）とから
検証者のデジタル署名Ｄ（Ｍ，Ｘ，Ｒ）を生成し、Ｅ＝
ｆ（Ｄ（Ｍ，Ｘ，Ｒ））として、問い合わせ文Ｅと乱数
メッセ−ジＭと、デジタル署名Ｄ（Ｍ，Ｘ，Ｒ）とを証
明者に送信するので、履歴デ−タを、検証者の協力なし
に証明者のみが、単独で生成することを防止する。
せ文を計算する際、検証者の乱数メッセ−ジＭと、証明
者の初期応答文Ｘと要求文Ｒ（あるいはＭとＸ）とから
検証者のデジタル署名Ｄ（Ｍ，Ｘ，Ｒ）を生成し、Ｅ＝
ｆ（Ｄ（Ｍ，Ｘ，Ｒ））として、問い合わせ文Ｅと乱数
メッセ−ジＭと、デジタル署名Ｄ（Ｍ，Ｘ，Ｒ）とを証
明者に送信するので、履歴デ−タを、検証者の協力なし
に証明者のみが、単独で生成することを防止する。
【００２９】
【実施例】以下、この発明の一実施例を図について説明
する。図１はこの発明の一実施例を示すブロック図であ
る。図において、１は証明者の操作により乱数を生成す
る乱数発生器、２は証明者の操作により演算を行う演算
器、３は証明者が生成する乱数や、証明者の持つ秘密情
報や、検証者から送られるデ−タを記憶する証明者側メ
モリ、４は検証者の操作により乱数を生成する乱数発生
器、５は検証者の操作により演算を行う演算器、６は検
証者が生成する乱数や、証明者から送られるデ−タを記
憶する検証者側メモリ、７は調停者の操作により演算を
行う演算器、８は検証者から送られるデ−タや調停者の
演算結果を記憶する調停者側メモリ、９は証明者と検証
者とがデ−タのやりとりを行う通信回線、１０は検証者
と調停者とがデ−タのやりとりを行う通信回線である。
上記、乱数発生器１，演算器２，メモリ３により証明者
側装置１１が構成され、乱数発生器４，演算器５，メモ
リ６により検証者側装置１２が構成され、演算器７，メ
モリ８により調停者側装置１３が構成されている。
する。図１はこの発明の一実施例を示すブロック図であ
る。図において、１は証明者の操作により乱数を生成す
る乱数発生器、２は証明者の操作により演算を行う演算
器、３は証明者が生成する乱数や、証明者の持つ秘密情
報や、検証者から送られるデ−タを記憶する証明者側メ
モリ、４は検証者の操作により乱数を生成する乱数発生
器、５は検証者の操作により演算を行う演算器、６は検
証者が生成する乱数や、証明者から送られるデ−タを記
憶する検証者側メモリ、７は調停者の操作により演算を
行う演算器、８は検証者から送られるデ−タや調停者の
演算結果を記憶する調停者側メモリ、９は証明者と検証
者とがデ−タのやりとりを行う通信回線、１０は検証者
と調停者とがデ−タのやりとりを行う通信回線である。
上記、乱数発生器１，演算器２，メモリ３により証明者
側装置１１が構成され、乱数発生器４，演算器５，メモ
リ６により検証者側装置１２が構成され、演算器７，メ
モリ８により調停者側装置１３が構成されている。
【００３０】次に上記実施例の動作についてＦｉａｔ−
Ｓｈａｍｉｒ法をもとに説明する。まず、信頼できるセ
ンタが、個人識別情報としてＩＤを用いる利用者に対し
て、次の手順で秘密情報ｓを生成する。ここでＮは公開
情報であり、秘密の情報ｐとｑを用いてＮ＝ｐ×ｑと表
せる。また、一方向性関数ｆ、ランダムハッシュ関数ｈ
も公開されている。
Ｓｈａｍｉｒ法をもとに説明する。まず、信頼できるセ
ンタが、個人識別情報としてＩＤを用いる利用者に対し
て、次の手順で秘密情報ｓを生成する。ここでＮは公開
情報であり、秘密の情報ｐとｑを用いてＮ＝ｐ×ｑと表
せる。また、一方向性関数ｆ、ランダムハッシュ関数ｈ
も公開されている。
【００３１】ステップＢ−１ 一方向性関数ｆを用いて Ｉ＝ｆ（ＩＤ） を計算する。
【００３２】ステップＢ−２ Ｉに対してＮの素因数ｐとｑとを用いて ｓ2 ＝ Ｉ ｍｏｄ Ｎ を満たすｓを計算する。
【００３３】ステップＢ−３ 利用者に対してｓを秘密に発行し、一方向性関数ｆと合
成数Ｎを公開する。
成数Ｎを公開する。
【００３４】利用者の認証方式は以下の通りである。 証
明者Ｐは、検証者Ｖに対して、Ｐが本人であることを、
以下の手順で示す。 ステップＢ−４ａ 証明者ＰがＩＤを検証者Ｖに送る。 ステップＢ−４ｂ 検証者ＶがＩ＝ｆ（ＩＤ）を計算する。 ステップＢ−４ｃ 証明者は、乱数発生器１を用いて、 ｒｉ∈ＺN ＊（ｉ＝１，…，ｋ） をランダムに選び、
明者Ｐは、検証者Ｖに対して、Ｐが本人であることを、
以下の手順で示す。 ステップＢ−４ａ 証明者ＰがＩＤを検証者Ｖに送る。 ステップＢ−４ｂ 検証者ＶがＩ＝ｆ（ＩＤ）を計算する。 ステップＢ−４ｃ 証明者は、乱数発生器１を用いて、 ｒｉ∈ＺN ＊（ｉ＝１，…，ｋ） をランダムに選び、
【００３５】演算器２を用いて、 ｘｉ＝ｒｉ2 ｍｏｄ Ｎ （ｉ＝１，…，ｋ） を計算し、要求文Ｒと共にｘｉ（ｉ＝１，…，ｋ）を通
信回線９を通じて検証者に送る。
信回線９を通じて検証者に送る。
【００３６】ステップＢ−５ 検証者は、乱数発生器４を用いて、ランダムにメッセ−
ジＭを生成し、演算器５を用いて、 （ｅ１，…，ｅｋ）＝ｈ（Ｍ，Ｒ，ｘ１，…，ｘｋ） を計算し、（ｅ１，…，ｅｋ）を通信回線９を通じてメ
ッセ−ジＭと共に検証者に送る。
ジＭを生成し、演算器５を用いて、 （ｅ１，…，ｅｋ）＝ｈ（Ｍ，Ｒ，ｘ１，…，ｘｋ） を計算し、（ｅ１，…，ｅｋ）を通信回線９を通じてメ
ッセ−ジＭと共に検証者に送る。
【００３７】ステップＢ−６ 証明者は、演算器２を用いて、 （ｅ１，…，ｅｋ）＝ｈ（Ｍ，Ｒ，ｘ１，…，ｘｋ） が成立するかどうかを確かめ、成立しない場合は、通信
を止める。さもなくば、演算器２を用いて、 ｙｉ＝ｒｉ＋ｅｉ×ｓ ｍｏｄ Ｎ （ｉ＝１，…，ｋ） を計算し、通信回線９を通じてｙｉ（ｉ＝１，…，ｋ）
検証者に送る。
を止める。さもなくば、演算器２を用いて、 ｙｉ＝ｒｉ＋ｅｉ×ｓ ｍｏｄ Ｎ （ｉ＝１，…，ｋ） を計算し、通信回線９を通じてｙｉ（ｉ＝１，…，ｋ）
検証者に送る。
【００３８】ステップＢ−７ 検証者は、演算器５を用いて、 ｙｉ2＝ｘｉ×Ｉei ｍｏｄ Ｎ （ｉ＝１，…，ｋ） が成立するかどうかをを確かめる。成立すれば、検証者
は証明者を正当であると判定し、さもなくば、証明者を
本人と認めない。さらに、検証者が証明者を正当である
と判定した場合、検証者は Ｈ＝（ｘ１，…，ｘｋ，Ｍ，Ｒ，ｙ１，…，ｙｋ） を認証履歴として、メモリ６に保存する。
は証明者を正当であると判定し、さもなくば、証明者を
本人と認めない。さらに、検証者が証明者を正当である
と判定した場合、検証者は Ｈ＝（ｘ１，…，ｘｋ，Ｍ，Ｒ，ｙ１，…，ｙｋ） を認証履歴として、メモリ６に保存する。
【００３９】後日、証明者が、要求文Ｒを用いて、身分
証明をした事を否定した場合、検証者は、要求文Ｒを用
いて、証明者を認証したということを、調停者に伝える
のに認証時の履歴デ−タＨを通信回線１０を通じて調停
者に送信し、履歴デ−タＨを受け取った調停者は、履歴
デ−タＨの正当性を、 （ｅ１，…，ｅｋ）＝ｈ（Ｍ，ｘ１，…，ｘｋ，Ｒ） ｙｉ2＝ｘｉ×Ｉei ｍｏｄ Ｎ （ｉ＝１，…，ｋ） が成立するかどうかで確かめる。
証明をした事を否定した場合、検証者は、要求文Ｒを用
いて、証明者を認証したということを、調停者に伝える
のに認証時の履歴デ−タＨを通信回線１０を通じて調停
者に送信し、履歴デ−タＨを受け取った調停者は、履歴
デ−タＨの正当性を、 （ｅ１，…，ｅｋ）＝ｈ（Ｍ，ｘ１，…，ｘｋ，Ｒ） ｙｉ2＝ｘｉ×Ｉei ｍｏｄ Ｎ （ｉ＝１，…，ｋ） が成立するかどうかで確かめる。
【００４０】また、検証者が、要求文Ｒを用いて証明者
の身分証明をした事を主張する場合、調停者は、認証時
の履歴デ−タＨを要求し、履歴デ−タＨが （ｅ１，…，ｅｋ）＝ｈ（ｍ，ｘ１，…，ｘｋ，Ｒ） ｙｉ2＝ｘｉ×Ｉei ｍｏｄ Ｎ （ｉ＝１，…，ｋ） が成立するかどうかで確かめる。
の身分証明をした事を主張する場合、調停者は、認証時
の履歴デ−タＨを要求し、履歴デ−タＨが （ｅ１，…，ｅｋ）＝ｈ（ｍ，ｘ１，…，ｘｋ，Ｒ） ｙｉ2＝ｘｉ×Ｉei ｍｏｄ Ｎ （ｉ＝１，…，ｋ） が成立するかどうかで確かめる。
【００４１】また、上記実施例では、要求文Ｒを用いて
認証を行っているが、要求文Ｒを用いずに、証明者の身
分証明のみを行うことも可能である。その際、履歴デ−
タはＨ＝（ｘ１，…，ｘｋ，Ｍ，ｙ１，…，ｙｋ） となることはいうまでもない。
認証を行っているが、要求文Ｒを用いずに、証明者の身
分証明のみを行うことも可能である。その際、履歴デ−
タはＨ＝（ｘ１，…，ｘｋ，Ｍ，ｙ１，…，ｙｋ） となることはいうまでもない。
【００４２】以上では、Ｆｉａｔ−Ｓｈａｍｉｒ法に基
づいた立証可能な認証方式について説明した。本方式は
Ｎの素因数分解が困難なことに安全性の根拠をおくが、
拡張Ｆｉａｔ−Ｓｈａｍｉｒ法（たとえば太田−岡本
『Ｆｉａｔ−Ｓｈａｍｉｒ法の高次への拡張』、電子情
報通信学会技術研究報告ＩＳＥＣ８８−１３に示されて
いる）でも同様の議論が成り立ち、、岡本−太田、”Ｈ
ｏｗ ｔｏ ｕｔｉｌｉｚｅ ｔｈｅ ｒａｎｄｏｍｎ
ｅｓｓ ｏｆ ｚｅｒｏ−ｋｎｏｗｌｅｄｇｅｐｒｏｏ
ｆｓ，” Ｃｒｙｐｔｏ´９０に記された、ｓｃｈｅｍ
ｅ３．３およびｓｃｈｅｍｅ４に対しても適用できる。
づいた立証可能な認証方式について説明した。本方式は
Ｎの素因数分解が困難なことに安全性の根拠をおくが、
拡張Ｆｉａｔ−Ｓｈａｍｉｒ法（たとえば太田−岡本
『Ｆｉａｔ−Ｓｈａｍｉｒ法の高次への拡張』、電子情
報通信学会技術研究報告ＩＳＥＣ８８−１３に示されて
いる）でも同様の議論が成り立ち、、岡本−太田、”Ｈ
ｏｗ ｔｏ ｕｔｉｌｉｚｅ ｔｈｅ ｒａｎｄｏｍｎ
ｅｓｓ ｏｆ ｚｅｒｏ−ｋｎｏｗｌｅｄｇｅｐｒｏｏ
ｆｓ，” Ｃｒｙｐｔｏ´９０に記された、ｓｃｈｅｍ
ｅ３．３およびｓｃｈｅｍｅ４に対しても適用できる。
【００４３】また離散対数問題等の困難性に安全性の根
拠をおく認証方式（たとえばＭ．Ｔｏｍｐａ ＆ Ｈ．
Ｗｏｌｌ，”Ｒａｎｄｏｍ Ｓｅｌｆ−Ｒｅｄｕｃｉｂ
ｉｌｉｔｙ ａｎｄ Ｚｅｒｏ Ｋｎｏｗｌｅｄｇｅ
Ｉｎｔｅｒａｃｔｉｖｅ Ｐｒｏｏｆｓ ｏｆ Ｐｏｓ
ｅｓｓｉｏｎ ｏｆ Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ，”ＩＥ
ＥＥ Ａｎｎｕａｌ Ｓｙｍｐｏｓｉｕｍ ｏｎ Ｆｏ
ｕｎｄａｔｉｏｎ ｏｆ Ｃｏｍｐｕｔｅｒ Ｓｃｉｅ
ｎｃｅ，ｐｐ４７２−４８２（１９８７）に示されてい
る、）を用いても同様の議論が成りたつ。
拠をおく認証方式（たとえばＭ．Ｔｏｍｐａ ＆ Ｈ．
Ｗｏｌｌ，”Ｒａｎｄｏｍ Ｓｅｌｆ−Ｒｅｄｕｃｉｂ
ｉｌｉｔｙ ａｎｄ Ｚｅｒｏ Ｋｎｏｗｌｅｄｇｅ
Ｉｎｔｅｒａｃｔｉｖｅ Ｐｒｏｏｆｓ ｏｆ Ｐｏｓ
ｅｓｓｉｏｎ ｏｆ Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ，”ＩＥ
ＥＥ Ａｎｎｕａｌ Ｓｙｍｐｏｓｉｕｍ ｏｎ Ｆｏ
ｕｎｄａｔｉｏｎ ｏｆ Ｃｏｍｐｕｔｅｒ Ｓｃｉｅ
ｎｃｅ，ｐｐ４７２−４８２（１９８７）に示されてい
る、）を用いても同様の議論が成りたつ。
【００４４】上記の認証方式は太田・岡本（特開平２−
２６６４６４号）のメッセ−ジの認証方式において、検
証者が証明者の認証を行う前に、証明者が検証者の認証
を本提案方式を用いて行うことで、証明者と検証者の間
でメッセ−ジの認証方式が行われたことを、後で調停者
に示すことが可能となる。
２６６４６４号）のメッセ−ジの認証方式において、検
証者が証明者の認証を行う前に、証明者が検証者の認証
を本提案方式を用いて行うことで、証明者と検証者の間
でメッセ−ジの認証方式が行われたことを、後で調停者
に示すことが可能となる。
【００４５】また、本方式はＤｅｓｍｅｄｔ，Ｙ．，Ｇ
ｏｕｔｉｅｒ，Ｃ． ａｎｄ Ｂｅｎｇｉｎｏ，Ｓ．”
Ｓｐｅｃｉａｌ Ｕｓｅｓ ａｎｄ Ａｂｕｓｅｓ ｏ
ｆｔｈｅ Ｆａｉｔ−Ｓｈａｍｉｒ Ｐａｓｓｐｏｒｔ
Ｐｒｏｔｏｃｏｌ，（Ｃｒｙｐｔｏ´８７，１９８
７）や岡本，太田，”零知識証明の不正使用法とその対
策及び応用について（１９８８年暗号と情報セキュリテ
ィシンポジィウムワ−クショップ）で指摘される零知識
認証方式の転用性の防止にもなっている。
ｏｕｔｉｅｒ，Ｃ． ａｎｄ Ｂｅｎｇｉｎｏ，Ｓ．”
Ｓｐｅｃｉａｌ Ｕｓｅｓ ａｎｄ Ａｂｕｓｅｓ ｏ
ｆｔｈｅ Ｆａｉｔ−Ｓｈａｍｉｒ Ｐａｓｓｐｏｒｔ
Ｐｒｏｔｏｃｏｌ，（Ｃｒｙｐｔｏ´８７，１９８
７）や岡本，太田，”零知識証明の不正使用法とその対
策及び応用について（１９８８年暗号と情報セキュリテ
ィシンポジィウムワ−クショップ）で指摘される零知識
認証方式の転用性の防止にもなっている。
【００４６】
【発明の効果】以上に述べたように、この発明によれ
ば、検証者は証明者から送られた初期応答文Ｘと乱数メ
ッセ−ジＭとから、演算器を用いて、問い合わせ文Ｅ＝
ｆ（Ｍ，Ｘ）を生成し、この問い合わせ文Ｅを証明者に
送信するので、証明者を検証者が認証した後で、検証者
は、証明者を認証したということを、調停者に、履歴デ
−タ（Ｘ，Ｍ，Ｙ）も用いて示すことが可能であり立証
可能な信頼性の高い、安全な認証を得ることができる。
ば、検証者は証明者から送られた初期応答文Ｘと乱数メ
ッセ−ジＭとから、演算器を用いて、問い合わせ文Ｅ＝
ｆ（Ｍ，Ｘ）を生成し、この問い合わせ文Ｅを証明者に
送信するので、証明者を検証者が認証した後で、検証者
は、証明者を認証したということを、調停者に、履歴デ
−タ（Ｘ，Ｍ，Ｙ）も用いて示すことが可能であり立証
可能な信頼性の高い、安全な認証を得ることができる。
【図１】この発明の一実施例を示すブロック図である。
【図２】従来の方法に用いられる装置を示すブロック図
である。
である。
１、４ 乱数発生器 ３、６、８ メモリ ２、５、７ 演算器 ９、１０ 通信回線 １１ 証明者側装置 １２ 検証者側装置 １３ 調停者側装置
───────────────────────────────────────────────────── 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 Ｈ０４Ｌ 9/32 Ｇ０７Ｆ 7/08 Ｂ (56)参考文献 ＫＯＵＩＣＨＩ ＳＡＫＵＲＡＩ，Ｔ ＯＳＨＩＹＡ ＩＴＯＨ，“ＷＨＹ Ｄ ＯＥＳ ＴＨＥ ＩＭＭＥＤＩＡＴＥ ＰＡＲＡＬＬＥＬＩＺＡＴＩＯＮ ＦＡ ＩＬ ＴＯ ＢＥ ＺＥＲＯ ＫＮＯＷ ＬＥＤＧＥ？，”電子情報通信学会技術 研究報告，ＶＯＬ．91，ＮＯ．128, 1991年７月16日，ＰＰ．53−64（ＩＳＥ Ｃ91−22) 川村，新保「ＦＩＡＴ−ＳＨＡＭＩＲ 署名法を利用した一方向鍵共有方式」 1991年電子情報通信学会春季全国大会講 演論文集，分冊１，Ｐ．１−294 新保，川村「ＦＩＡＴ−ＳＨＡＭＩＲ 署名に基づく一方向鍵共有方式の安全性 について」電子情報通信学会技術研究報 告，ＶＯＬ．91，ＮＯ．111，1991年６ 月26日，ＰＰ．１−６（ＣＳ91−17)
Claims (6)
- 【請求項１】 証明者と検証者とから構成されたシステ
ムで、通信相手の身元を確認する利用者の認証方式にお
いて、 証明者は初期応答文Ｘを検証者に送信し、 検証者は、乱数発生器を用いて乱数メッセ−ジＭを生成
し、証明者から送られた初期応答文Ｘと乱数メッセ−ジ
Ｍとから、演算器を用いて、問い合わせ文Ｅ＝ｆ（Ｍ，
Ｘ）を生成し、この問い合わせ文Ｅ＝ｆ（Ｍ，Ｘ）と乱
数メッセ−ジＭとを証明者に送信し、 証明者は、初期応答文Ｘと検証者から送られてきた乱数
メッセ−ジＭと問い合わせ文Ｅとが,Ｅ＝ｆ（Ｍ，Ｘ）
を満たすことを確認した後、初期応答文Ｘと問い合わせ
文Ｅに対応した応答文Ｙを、秘密情報ｓを用いて生成し
て、検証者に応答文Ｙを送信し、 検証者は、応答文Ｙと公開情報Ｉとを演算器に入力し
て、応答文Ｙが先に受信した初期応答文Ｘと先に送信し
た問い合わせ文Ｅに対する正しい応答になっていること
を検査して、証明者の秘密情報ｓを漏らすことなく、証
明者が秘密情報ｓを知っていることを検証者が認証する
ことを特徴とする認証方式。 - 【請求項２】 請求項１に記載の認証方式において、証
明者を検証者が認証した後で、 検証者は、、調停者に認証時の履歴デ−タ（Ｘ，Ｍ，
Ｙ）を送信して証明者を認証したことを伝え、 履歴デ−タ（Ｘ，Ｍ，Ｙ）を受け取った調停者は、履歴
デ−タ（Ｘ，Ｍ，Ｙ）の正当性を、応答文Ｙと公開情報
Ｉとを演算器に入力して、応答文Ｙが初期応答文Ｘと問
い合わせ文Ｅ＝ｆ（Ｍ，Ｘ）に対する正しい応答になっ
ていることを検査して、検証者が証明者を認証したこと
を認めることを特徴とする認証方式。 - 【請求項３】 証明者と検証者とから構成されたシステ
ムで、通信相手の身元を確認する利用者の認証方式にお
いて、 証明者は初期応答文Ｘと要求文Ｒを検証者に送信し、 検証者は、乱数発生器を用いて乱数メッセ−ジＭを生成
し、証明者から送られた初期応答文Ｘと要求文Ｒと乱数
メッセ−ジＭとから演算器を用いて、問い合わせ文Ｅ＝
ｆ（Ｍ，Ｘ，Ｒ）を生成し、この問い合わせ文Ｅ＝ｆ
（Ｍ，Ｘ，Ｒ）と乱数メッセ−ジＭとを証明者に送信
し、 証明者は、初期応答文Ｘと要求文Ｒと検証者から送られ
てきた乱数メッセ−ジＭと問い合わせ文Ｅとが、Ｅ＝ｆ
（Ｍ，Ｘ，Ｒ）を満たすことを確認した後、証明者は初
期応答文Ｘと問い合わせ文Ｅに対応した応答文Ｙを、秘
密情報ｓを用いて生成して、検証者に応答文Ｙを送信
し、 検証者は、応答文Ｙと公開情報Ｉとを演算器に入力し
て、応答文Ｙが先に受信した初期応答文Ｘと先に送信し
た問い合わせ文Ｅに対する正しい応答になっていること
を検査して、証明者の秘密情報ｓを漏らすことなく、秘
密情報ｓを知っている証明者が要求文Ｒを用いて、認証
を行うことを特徴とする認証方式。 - 【請求項４】 請求項３に記載の認証方式において、証
明者を検証者が認証した後で、検証者は、調停者に認証
時の履歴デ−タ（Ｘ，Ｒ，Ｍ，Ｙ）を送信して、証明者
が認証時に要求文Ｒを用いたことを伝え、 履歴デ−タ（Ｘ，Ｒ，Ｍ，Ｙ）を受け取った調停者は、
履歴デ−タ（Ｘ，Ｒ，Ｍ，Ｙ）の正当性を、応答文Ｙと
公開情報Ｉとを演算器に入力して、応答文Ｙが初期応答
文Ｘと問い合わせ文Ｅ＝ｆ（Ｍ，Ｘ，Ｒ）に対する正し
い応答になっていることを検査して、検証者が証明者を
認証したことを認めることを特徴とする認証方式。 - 【請求項５】 請求項１又は請求項３の何れかに記載の
認証方式であって、証明者の認証回数が制限された認証
方式において、検証者は、認証ごとに異なる乱数メッセ
−ジを用いて、履歴デ−タを保持し、 異なる履歴デ−タが、許された認証回数に達したら、以
降の証明者の認証は受け付けないことで、証明者の認証
回数を制限することを特徴とする認証方式。 - 【請求項６】 請求項１から請求項５の何れかに記載の
認証方式であって、検証者が問い合わせ文を計算する
際、 ＭとＸ（あるいはＭとＸとＲ）とから検証者のデジタル
署名Ｄ（Ｍ，Ｘ，Ｒ）を生成し、 Ｅ＝ｆ（Ｄ（Ｍ，
Ｘ，Ｒ））とし、問い合わせ文Ｅと、 乱数メッセ−ジＭと、デジタル署名Ｄ（Ｍ，Ｘ，Ｒ）と
を証明者に送信することで、履歴デ−タを証明者が検証
者の協力なしで作成することをふせぐことを特徴とする
認証方式。
Priority Applications (4)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP16691291A JP2671649B2 (ja) | 1991-07-08 | 1991-07-08 | 認証方式 |
| US07/907,717 US5245657A (en) | 1991-07-08 | 1992-07-02 | Verification method and apparatus |
| DE69224238T DE69224238T2 (de) | 1991-07-08 | 1992-07-03 | Geheimübertragungsverfahren zur Identitätsverifizierung |
| EP92111360A EP0522473B1 (en) | 1991-07-08 | 1992-07-03 | Cryptographic identity verification method |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP16691291A JP2671649B2 (ja) | 1991-07-08 | 1991-07-08 | 認証方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0512321A JPH0512321A (ja) | 1993-01-22 |
| JP2671649B2 true JP2671649B2 (ja) | 1997-10-29 |
Family
ID=15839949
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP16691291A Expired - Lifetime JP2671649B2 (ja) | 1991-07-08 | 1991-07-08 | 認証方式 |
Country Status (4)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5245657A (ja) |
| EP (1) | EP0522473B1 (ja) |
| JP (1) | JP2671649B2 (ja) |
| DE (1) | DE69224238T2 (ja) |
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| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
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| FR2714780B1 (fr) * | 1993-12-30 | 1996-01-26 | Stern Jacques | Procédé d'authentification d'au moins un dispositif d'identification par un dispositif de vérification. |
| WO1995020802A1 (en) * | 1994-01-27 | 1995-08-03 | Sc-Info+Inno Technologie Informationen + Innovationen Gmbh + Co | Authentifying method |
| EP0697687A4 (en) * | 1994-03-07 | 2000-09-20 | Nippon Telegraph & Telephone | METHOD AND SYSTEM FOR PROVIDING AUTHENTICATION PROTOCOL BASED ON ZERO KNOWLEDGE |
| US5606609A (en) * | 1994-09-19 | 1997-02-25 | Scientific-Atlanta | Electronic document verification system and method |
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| GB9621274D0 (en) * | 1996-10-11 | 1996-11-27 | Certicom Corp | Signature protocol for mail delivery |
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| US7346586B1 (en) | 1997-07-15 | 2008-03-18 | Silverbrook Research Pty Ltd | Validation protocol and system |
| US7403922B1 (en) * | 1997-07-28 | 2008-07-22 | Cybersource Corporation | Method and apparatus for evaluating fraud risk in an electronic commerce transaction |
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| US6816968B1 (en) * | 1998-07-10 | 2004-11-09 | Silverbrook Research Pty Ltd | Consumable authentication protocol and system |
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| RU2157001C2 (ru) | 1998-11-25 | 2000-09-27 | Закрытое акционерное общество "Алкорсофт" | Способ проведения платежей (варианты) |
| FR2792789B1 (fr) * | 1999-04-20 | 2001-08-31 | Bull Cp8 | Procede de verification de signature ou d'authentification |
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