JP3145116B2 - アクセスコントロールおよび／または識別方法および装置 - Google Patents

アクセスコントロールおよび／または識別方法および装置

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Description

【発明の詳細な説明】
本発明は、公開鍵ディレクトリの不要なアクセスコン
トロールおよび／または識別方法および装置に関する。 従来の技術 たとえば有料テレビジョンのためのスマートカード、
クレジットカード、パスポート、ドングル、軍事指令お
よび制御システムのような多くの適用事例のために、ア
クセスコントロールまたはディジタル署名のための偽造
防止システムが必要とされている。 この種のアクセスコントロールおよび署名システムは
公開鍵を有することができる。しかし多くの公開鍵識別
ならびにアクセスコントロールシステムでは、ユーザ数
が増加すると鍵の管理が著しく複雑になる。代表的な問
題は次のとおりである。すなわち、 １）公開ディレクトリのメモリサイズ； ２）ユーザが通信を望むときには常に上記のディレクト
リとのインタラクションが必要とされる（ディレクトリ
の複製が作成されていなければ同時にアクセスした際に
問題が生じる）； ３）無効な鍵および古い鍵のブラックリスト作成； ４）新しいメンバーの追加（メンバーへの“全ユーザ”
更新メール）； ５）公開ディレクトリ偽造の危険性（被害にあったメン
バーと偽造者の間の公開鍵の取替） エンティティは鍵識別ディバイス（以下では“識別
子”と称する）の複写、再生または偽造を試みるかもし
れない。 なお、ドングルとは、不正コピー防止のための装置で
あって、たとえばコンピュータに挿入されていないとプ
ログラムが使用できないように構成されたものである。
また、本明細書で用いている公開ディレクトリという用
語は、公開鍵を収容している公にアクセス可能なリスト
のことである。 ディジタル形式による識別および署名のこの問題に対
するよく知られた解決手段は、FiatおよびShamirによる
ヨーロッパ特許出願第0252499号およびヨーロッパ特許
出願第0325238号に開示されている。この手段は、資格
のあるユーザに対し上記の識別子を発行する信託ないし
委任された資格性付与主体を利用している。身元および
署名の発生のためにも照合ないし検証のためにも、いか
なるセンターとの別のインタラクションも必要とされな
い。統計的にシステムの安全性を危うくすることなく、
無制限の数のユーザがシステムに加入できる。識別子と
のインタラクションによって偽造（識別子の不法生成）
は許可されない。ユーザまたはベリファイアのディレク
トリは不要である。 この方法は実践において良好に機能しているが、その
安全性を危うくするいくつかの理論的な欠点を有する。 プロトコルつまりフローチャートはヨーロッパ特許出
願第0252499号に開示されており、そこにおいて、 −Ｕはユーザ、たとえばスマートカード； −Ｖはベリファイア； −ｋはたとえば［1,18］の範囲内の整数； −ｒは［0,n］の範囲内の整数の乱数； −（e1e2e3...ek）はバイナリベクトル、 であり、以下のように動作する。 資格付与主体は擬似ランダム関数ｆおよびａモジュロ
ｎ＝pqを選定する。この場合、ｐおよびｑは両方とも、
上記の資格付与主体に対してのみ既知である秘密の素数
である（Ａ＝B mod nはmod（A,n）＝mod（B,n）と等価
である）。 識別子を発行するために資格付与主体は、 １）エンティティＵに特有の情報を含むストリングIDを
準備する； ２）一組の値Vij＝ｆ（ID,Ji）を計算する。この場合、
jiは小さな値である； ３）平方剰余mod nであるｋ個のVjiの値を選択し、 sji 2＊vji＝1 mod n のようにして値sjiを算出する； ４）ID,j1,j2,..,jk,sj1,sj2,...,sjkおよびｎを含む識
別子を発行する。 ベリファイアＶによる身元照合プロトコルは以下のよ
うに進行する： １）Ｕは、IDおよびj1,j2,...,jkをＶへ送信する； ２）Ｖはvji＝ｆ（ID,ji）の算出によりvjiを生成す
る。この場合、ｉ＝1,2,...,kである； ３）Ｕは乱数ｒを選択してr2mod nをＶへ送信する； ４）Ｖはバイナリベクトル（e1e2e3...ek）を選択して
これをＵへ送信する； ５）Ｕはｒをsjiの値の各々によりｒを乗算し、この場
合、bit ei＝１であり、結果ｙをＶへ送信する。これ
は、 で表わされる。 たとえば、バイナリベクトルが1100100000であるなら
ば、sj1,sj2およびsj5だけが ｙ＝ｒ＊sj1＊sj2＊sj5 mod n に作用を及ぼす。 ６）Ｖは、 を検査する。 しかし、このプロトコルを危うくする種々異なる攻撃
の実行されるおそれがある。 Ａ）攻撃者がsjiのうちの１つだけ（sjcと呼ぶことにす
る）を見つけ出せば、システム全体は以下の図式で記載
されているようにして危うくされてしまう。ここにおけ
るＵは自身を首尾よく偽称している： −ＵはIDおよびjc,jc,...,jcをＶへ送信する； −すべてのjiは同じであるので、Ｖはｋ回だけ同じvjc
を発生する； −Ｕは乱数ｒを選択し、r2 mod nをＶへ送信する； −Ｖはバイナリベクトル（e1e2e3...ek）を選択し、そ
れをＵへ送信する。 −ＵはＶへ、 を送信する。 −Ｖは、 を検査する。 Ｂ）この攻撃は最初のものよりもやさしい。なぜならば
累乗根sjcの逆数を計算するよりも、vjiのうちの１つの
逆数（vjc -1と呼ぶことにする）を計算する方が数学的
にやさしいからである。このような値が既知であるなら
ば、上述の公知の識別システムに侵入できる確率は50％
である： −ＵはIDおよびjc,jc,...,jcをＶへ送信する； −すべてのjiは同じであるからＶはｋ回、同じVjcを発
生する。 −Ｕは乱数ｒを選択し、r2mod nをＶへ送信する； −Ｖはバイナリベクトル（e1e2e3...ek）を選択し、そ
れをＵへ送信する； −Ｕは、 をＶへ送信する。 −Ｖは、 を検査する。 この試行は、Σeiが偶数であれば一致してしまう。 有料テレビジョンベリファイアが公開されており、望
むだけの数を手に入れることができるならば、同時に４
つのベリファイアを使用する攻撃者は攻撃手法Ｂ）を用
いることにより、たとえば94％までデスクランブルされ
たテレビジョン番組を手に入れてしまう。さらに４つの
付加的なベリファイアを加えれるならば、この値は99.6
％まで引き上げられ、この結果、たとえば良好な画像品
質が生じてしまう。 ｃ）署名偽造 この攻撃は最も危険なものである。その理由はこのこ
とにより、いかなるベリファイアであっても以下のよう
にして公開データだけから署名を偽造させてしまうから
である： −ＵはIDおよびjc,jc,...,jcをＶへ送信する； −すべてのjiが同じであることからＶはｋ回、同じvjc
を発生する。 −Ｕは以下のアルゴリズムを実行する。 DO ｛ ｒ＝random（ ） （e1e2e3...ek） α＝Σ ei ｝ WHILE（α is odd） ｙ＝ｒ＊（vjc -1）α/2 このようなｒを見つけ出せない確率は、2-Xの法則に
したがって指数関数的に減少する。代表的には、ｘ＝７
よりもまえに適切なｒを探し出す確率は約99％である
（ｘはWHILEループの巡回数）。 −Ｕはｙ（e1e2e3...ek）とともにＶへ送信する； −Ｖは と（e1e2e3...ek）を首尾よく比較する。 この欠点は、vjの値はｋ個の種々異なる機密事項とみ
なされることにあり、したがってそれらのうちの１つの
部分（ここでは1/18、ｋ＝18）を偽造することによりこ
の手法の安全性が損なわれる。 本発明 本発明の第１の目的は、アクセスコントロールシステ
ムの安全性を改善する方法を提供することにある。この
目的は、請求項１および16に記載の本発明による方法に
より達成される。 さらに本発明の第２の目的は、ユーザとベリファイア
との間の先行の通信からのデータを次の通信に採り入れ
ることができるようにすることにあり、このことによっ
て安全性がなおいっそう改善される。 本発明による方法の有利な実施形態は各従属請求項に
示されている。 さらに本発明の別の目的は、いかなるユーザであって
もその身元を証明できるような識別方法を提供すること
にある。この目的は、請求項16に記載の本発明の方法に
より達成される。 さらに本発明の別の目的は、本発明の方法を用いる装
置を提供することにある。この目的は、請求項25および
27に記載の本発明の装置により達成される。 本発明による装置の有利な付加的実施形態は従属請求
項に示されている。 本発明は、ｎの因数分解が既知でなければ平方根mod
nの計算は困難である、という認識を用いている。本発
明は式 x2｛ｒ（ｘ＋x-1）｝２＝r2｛１＋x2｝2mod n （１） に基づくものである。これはユーザユニットおよびベリ
ファイアユニットを用いることにより計算され比較され
る。この式を解くのは著しく困難であり、公開データお
よび送信されたデータだけから不法ユーザが偽造するの
は著しく困難である。 保護機能を高め、以下で説明するように通信データへ
いっそう多くのノイズを導入するために、有利には式
（１）を、 ｘε｛ｒ（ax＋bx-1）｝ε＝ｒε｛ｂ＋ax2｝εmod n
（２） のように一般化できる。 本発明に記載された技術により、上述の問題すべてが
簡単に解決される。公開ディレクトリを必要とするアル
ゴリズム（以下では‘ホストアルゴリズム’または‘ホ
ストプロトコル’と称する）は、少なくとも２つの大き
な素数の積であるモジュロｎを用いる。公知の公開鍵デ
ィレクトリは、資格付与主体または送信機Ｓと、受信機
Ｒおよび公開鍵のための身元情報の両方を適切に処理し
た後に送出する‘もとになる’受信機Ｒとの間のただ１
度の送信に置き換えられている。この方法を‘仮想公開
鍵ディレクトリ、Virtual Public Key Directoryまたは
略して‘VPKD'と称する。有利にはVPKDは一般化するこ
とができ、公開のモジュロを必要とするいかなるセキュ
リティプロトコルに対しても導入可能である。 新規ユーザは、他のユーザおよびベリファイアに通報
することなく、さらにシステムの安全性を損なうことな
くまたその性能を低減することもなく、システムに加入
することができる。資格付与主体だけがｎの因数分解を
認識していればよく、もとになるものを与えることにな
る。 典型的には、VPKDはホストプロトコルよりも優先され
る。実践においてこのことは、資格付与主体により署名
されたＳの公開データを与える安全な予備通信として理
解できる。このことは第７図に示されている。ＲとＳの
間の情報の展開は、識別システムについては第８図に示
されており、アクセスコントロールシステムについては
第５図に示されている。 第６図には、VPKDプリプロトコル手段の構成が示され
ている。新規ユーザＵを登録するために、資格付与主体
はPKU＜ｎであるようにして公開鍵PKUを算出し（この制
限は、モジュロベースの暗号システムで一般的に行われ
ているようにPKUが適切なサイズにスライスされるので
あれば、取り去ることができる）、物理的なエンティテ
ィＵに特有のものであり、または所定のメンバーグルー
プに特有のものであり、たとえば名前、住所、クレジッ
トカードナンバー、有効期限を含むストリングIDUを準
備する。このことは第１のユニット61により行うことが
できる。第２のユニット62たとえばメモリは、値ｎを含
む。そしてセンタは第３のユニット63内で、IDUとPKUを
適切に選択されたbyte cと、IDU＆PKU＆ｃがｄ乗根モジ
ュロｎ（＆は連結演算子を表わす）を有するように連結
する。 これをルートguと称する。guはGU＝gu dmod nにより規
定され、ここにおいてGU＝IDU＆PKU＆ｃである。gUを形
成する際、IDとｎは検索媒体64に記録される。 ＳがＵとのインタラクションを行う場合、ＳはgUをＵ
へ送信し、ＵはgUを指数ｄで累乗することによりGUを算
出し、次にIDUとPKUが分離され、ホストプロトコルによ
り用いられる。代表的な手法では値ｄ＝２またはｄ＝３
が選択される。 この方法は多種多様に一般化可能である。 １）ＧにおけるID、PKおよびｃの順序を転置できる。実
践において標準化は良好であると思われる。それという
のはVPKDは、公開鍵配送を必要とする種々異なるモジュ
ロベースのあらゆるアルゴリズムによって利用できるか
らである； ２）ID、PKおよびｃを混合および分離するための公開ま
たは機密の可逆関数を、単純な連結の代わりに用いるこ
とができる。たとえば圧縮、転置または規則正しく繰り
返されるネストされたVPKD; ３）（各ユーザＵに対し）ｋ個の種々異なる公開鍵の値
PKU1、PKU2、PKU3,...,PKUK−これらはこの手法の機能
を危うくすることなく転置可能である−を必要とする手
法の場合（これはすべてのvjは各々に対しsj 2vj＝1mod
nならば同じ役割を果たす公知の識別システムに係わ
る）、以下の転置によりｃを使用することさえ避けられ
る： IDU＆PKU1＆PKU2＆PKU3＆...＆PKUK＝GU,1; IDU＆PKU2＆PKU1＆PKU3＆...＆PKUK＝GU,2; ； ； ； IDU＆PKUK...＆PKU3＆PKU2＆PKU1＝GU,K! これはｄ乗mod nであるGU,μが見つかるまで行われる。
適切なGU,μが見つからない確率は、（3/4）18!＜10
(-ex),ex＝1014 である； ４）チェックサム、任意の‘一方向性’関数、CRC（巡
回冗長検査）およびその他の数学的手法をＧに含ませる
ことができるし（たとえばｆ（ID,PK）、この場合、ｆ
は長いストリングを僅かなビットに配置する）、あるい
は１つのグループ（またはすべてのエンティティ）が同
じIDを有する（または全くIDを有していない）システム
では、IDを省略できるかまたは定数に置き換えることが
できる。このことは加入者グループをアドレス指定する
ことが望まれることの多い有料テレビジョンシステムに
おいては重要な観点である； ５）IDおよび／またはPKは平文で送信できるし、あるい
は安全性を高めるために相応のｇとともにサイファ暗号
化手法で送信可能である； ６）ｇの単純なべき乗も多項式計算に置き換えることが
できる。このようにするために資格付与主体は数値列Ω
ｉを発行し、
【数９】 のようにしてgUを算出する。 この方法および装置の単純さ、安全性および速度は、
スマートカード、パーソナルコンピュータ、ドングル、
パスポート、およびたとえば有料テレビジョンのための
他の遠隔システムに取り入れることのできるマイクロプ
ロセッサベースの技術により達成される。 図面 次に、図面に基づき本発明の有利な実施形態を説明す
る。 第１図には、スクランブルおよび暗号化ユニットを備
えた有料テレビジョンシステムが示されている； 第２図には、識別子Ｕ（スマートカード）のハードウ
ェアおよびソフトウェア構造が示されている； 第３図には、ベリファイアＶのハードウェアおよびソ
フトウェアが示されている； 第４図は、秘密事項を含まない署名側（スマートカー
ド）およびベリファイア（身元監視手段）の間の認証プ
ロトコルが示されている； 第５図には、VPKDプリプロトコルおよびアクセスコン
トロールアルゴリズムを必要とする通信においてＲとＳ
により保持される情報の時間順の代表的な展開が示され
ている； 第６図には、VPKDプリプロトコル装置の構成プロセス
が示されている； 第７図には、VPKDプリプロトコルおよびホストプロト
コルが示されている； 第８図には、VPKDプリプロトコルおよび識別アルゴリ
ズムを必要とする通信においてＲとＳにより保持される
情報の時間順の代表的な展開が示されている。 実施例 現在、衛星放送では、納付のような所定の条件を満た
した視聴者しかテレビジョン番組を利用できないように
する条件付きアクセスシステムが用いられている。この
種の有料テレビジョンシステムは２つの部分から成ると
みなすことができる。すなわち、 −たとえば走査線カットおよびローテート手法により、
資格のない視聴者により受信画像を認識できないよう
に、ビデオ信号を処理するスクランブルシステムシステ
ム。 −ビデオ信号のデスクランブルに必要とされる鍵信号を
処理する暗号化システム。 第１図には、公知の有料テレビジョンシステムたとえ
ばビデオ暗号システムが示されている。到来するスタジ
オビデオ信号10は、データ挿入ユニット121により制御
されるビデオスクランブラ122においてスクランブルさ
れる。このデータ挿入ユニットは暗号化コンピュータ11
からアクセスコントロールデータを受信し、ビデオ信号
データの垂直帰線消去期間中に挿入する。このアクセス
コントロールデータにより、資格の与えられたデコーダ
はビデオ信号のデスクランブルを行うことができる。RF
変調された送信機側の出力信号13は、受信機側では入力
信号14である。 この入力信号はチューナ15において復調されてデータ
抽出ユニット16へ導かれ、さらにビデオデスクランブラ
17へ導かれる。データ抽出回路から出力されたアクセス
コントロールデータは、スマートカード182が挿入され
ているならば、ベリファイアユニット181において評価
される。このベリファイアユニットの出力信号によりビ
デオデスクランブラ17が制御される。 スクランブルされるべきビデオ信号の走査線は、第１
のセグメントおよび第２のセグメントにより構成されて
いる。これら２つのセグメントはカットポイントcpによ
り分離される。各走査線内において、たとえば256個の
種々異なるカットポイントを用いることができる。１つ
の走査線全体は、それぞれディジタル化されたルミナン
ス信号およびクロミナンス信号の958個のサンプルによ
り構成できる。 カットポイントは擬似ランダムバイナリシーケンス
（PRBS）によって走査線ごとに規定される。そして２つ
の走査線セグメントは走査線内で循環させられる。つま
りそれらは走査線内でその位置を変える。カットポイン
トcpの相応の位置は、各テレビジョン画像の走査線内で
それぞれ変化する。２つのセグメントの本来の位置を復
元するのがデスクランブルシステムの役割である。この
役割に必要な暗号化データは、垂直帰線消去期間中へ挿
入できる。 テレビジョン信号のデスクランブルのために、デコー
ダは（暗号化コンピュータ11内の）送信機と同じPRBS発
生器を（ベリファイアユニット181内に）有している。
両方の発生器は同じコントロールバイナリシーケンス
で、つまり同じコントロールワードにより初期設定され
ている。このコントロールワードは数秒ごとに変えら
れ、暗号化された形式ですべてのデコーダに同時に送信
される。 PRBS発生器は２つの８ビットワードを出力する。これ
らのワードはルミナンス走査線およびクロミナンス走査
線中のカットポイントcpをマークすることができ、それ
ぞれ次のとおりである： Byte サンプルにおけるカットポイント 0 224 cp 224＋2cp 255 734 識別子を発行する前に、資格付与主体は、身元または
署名を検査すべきものすべてに既知であるモジュロｎと
べき乗指数ε（代表的にはε＝２）を選定して発行す
る。そしてセンタ（つまり資格付与主体）は資格の与え
られているメンバーに対し、ｋ個の小さい（代表的には
１〜5byteの）公開鍵値PKjを含むVPKDディバイスを形成
し、その結果、各PKjはε乗根モジュロｎ（これ以降SKj
-1と記す）を有する。この場合、PKjはＮにおいて完全
平方ではない。可能ならば素数のPKj値を選択すべきで
ある。 通信のためにε≠２が用いられる実施形態では、Ｖに
対するSKj -2も識別する必要がある（VPKD、公開ディレ
クトリ等）。 これがなされると資格付与主体は、ｇ、ｎ、εおよび
個々のSKjの値を含む識別子Ｕを検索媒体に記録する。 代表的な実施形態では次の値が提示されている。すな
わち、 −それぞれ2byteの20個の値PK −128bitのIDならびにID＆PK1＆PK2＆...＆PK20におけ
る8byteのチェックサム −|n|＝512bit 選択的に、式（２）で示されているようないくつかの
代数的または電子的な一対の関数ａおよびｂを識別子に
加えることができる。しかしこれを行う場合には、ａお
よびｂがベリファイアでも既知でなければならない。有
利には、代表的な小さな実施形態（たとえばスマートカ
ード）の場合、ａおよびｂの両方は値‘1'の定数である
が、これよりも強大なシステム（たとえばdongles）の
場合にはａおよびｂはいくつかの関数の組であってもよ
い。 第２図および第３図には、代表的なアクセスコントロ
ールの実施形態が示されている。スマートカード20（つ
まり識別子Ｕ）は、そのI/Oインターフェース21を介し
てベリファイアユニット30のI/Oインターフェース31と
接続されている。スマートカード20は、たとえばマイク
ロプロセッサ24およびメモリ25たとえばROMを有する。
このメモリは値ｇ、ｎ、SKjならびにマイクロプロセッ
サ24制御プログロムを有することができる。ベリファイ
アユニット30もマイクロプロセッサ34とメモリ35たとえ
ばROMを有することができる。このメモリ値ｎとマイク
ロプロセッサ34制御プログラムを有することができる。 前記の識別子と前記のベリファイアユニットとのイン
タラクションが行われる場合、以下のステップが実行さ
れる。すなわち、 １）識別子ＵはＶに対しｇを送信する（ε≠２でありこ
のデータが送信されないかまたは別の手法でＶにとって
既知である場合にはさらにSK1 -2、SK2 -2...SKk -2も送信
する）； ２）Ｖはg2モジュロｎを計算し、Ｇ＝ID＆PK1＆PK
2＆...＆PKkを見つける。次にＶはIDとg2モジュロｎで
見つけられたＫ値とを分離する； ３）Ｕは の範囲内で乱数δを選択してδεモジュロｎを算出し、
ＥをＶへ送信する； ４）Ｖはランダムバイナリベクトルｖ＝（v1v2...vkを
選択してそれをＵへ送信する； ５）ａとｂが使用されているときだけ、選択的に:Vおよ
びＵの両方は（たとえばｖ、δ、先行して送信された情
報等から）同一の値Ωを準備する； ６）Ｕは、 を算出し、ｚをＶへ送信する； ７）Ｖは、 を検査する。 ８）ステップ（３）〜（７）を少なくとも１回繰り返
す。 種々異なる手法でこのプロトコルを変形することがで
きる。つまり式（１）の代わりに種々異なる多項式を用
いることができる。 第４図には相応の認証プトロコルが示されている。 本発明により以下のことが付加的に改善される。すな
わち、 １）擬似ランダム関数は不要である。このことにより
（ROMにおいて）いっそう僅かなメモリ容量しか必要と
されず、さらにプログラムの複雑性もいっそう低減され
る。 ２）公知の識別手法ではｋ個の別個の演算つまりｆ（I
D,J）を実行しなければならないのに対し、すべての公
開鍵値はただ１度の計算により著しく時間を省いて計算
される。 ３）公知の擬似ランダム関数ｆでは予期できないサイズ
のvjが生成されるのに対し、本発明によればいくつかの
（PKj,SKj）対を、詳細にはSKj、PKjの両方が小さなサ
イズのものである対を選択することができる。 ４）公知の識別方式をアップグレード（関数ｆを変更）
する場合には古い識別子はすべて無効になってしまう
が、本発明では関数ｆは使用されないのでこの問題は存
在しない。 検証側からインデックスjiを受け取った後にベリファ
イアにより行われる付加的なセキュリティテストを実行
すれば、前述のFiat−Shamirによる認証プロトコルまた
はディジタル署名プロトコルも改善できる。これらのセ
キュリティテストは、１≦ａ≦ｂ≦ｋであるかぎりja≠
jbであり、および／または１≦ａ≦ｂ≦ｋであるかぎ
り、va≠vbである。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.7 識別記号 ＦＩ Ｈ０４Ｌ 9/32 Ｇ０６Ｋ 19/00 Ｒ Ｈ０４Ｎ 7/167 Ｈ０４Ｌ 9/00 ６７５Ｃ (56)参考文献 Ｓｉｌｖｉｏ Ｍｉｃａｌｉ ａｎｄ Ａｄｉ Ｓｈａｍｉｒ，“Ａｎ Ｉｍ ｐｒｏｖｅｍｅｎｔ ｏｆ ｔｈｅ Ｆ ｉａｔ−Ｓｈａｍｉｒ Ｉｄｅｎｔｉｆ ｉｃａｔｉｏｎ ａｎｄ Ｓｉｇｎａｔ ｕｒｅ Ｓｃｈｅｍｅ，”Ｌｅｃｔｕｒ ｅ Ｎｏｔｅｓ ｉｎ Ｃｏｍｐｕｔｅ ｒ Ｓｃｉｅｎｃｅ，Ｖｏｌ．403，ｐ ｐ．244−247 Ｄａｖｉｄ Ｎａｃｃａｃｈｅ “Ａ ＭＯＮＴＧＯＭＥＲＹ−ＳＵＩＴＡＢ ＬＥ ＦＩＡＴ−ＳＨＡＭＩＲＲ−ＬＩ ＫＥ ＡＵＴＨＥＮＴＩＣＡＴＩＯＮ ＳＣＨＥＭＥ，”Ｌｅｃｕｔｅ Ｎｏｔ ｅｓ ｉｎ Ｃｏｍｐｕｔｅｒ Ｓｃｉ ｅｎｃｅ，Ｖｏｌ．658，ｐｐ．488− 491 (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) G09C 1/00 - 5/00 H04K 1/00 - 3/00 H04L 9/00 G07F 7/00 G06K 17/00 - 19/00 ＩＮＳＰＥＣ（ＤＩＡＬＯＧ) ＪＩＣＳＴファイル（ＪＯＩＳ)

Claims (21)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】スマートカード（182）またはスマートカ
    ード（182）のグループに資格を付与するために、中央
    コンピュータ（11）は、各スマートカード（182）また
    はスマートカード（182）のグループに特有のIDデータ
    を計算し、該IDデータに依存しmod nで算出された秘密
    のデータを前記スマートカード（182）に供給し、該ス
    マートカードの身元を照合するために、該スマートカー
    ドは前記秘密のデータの少なくとも一部分を、スマート
    カードリーダ（181）と交換し、該スマートカードリー
    ダ（181）は、mod nベースで交換されたデータの有効性
    を検査し、ここにおいてｎは少なくとも２つの素数の積
    である、たとえば有料テレビジョンシステムにおける、
    アクセスコントロールまたは識別方法において、 最初のスマートカードセットアップにおいて以下の資格
    付与ステップを実行する、すなわち ａ）前記中央コンピュータ（11）は、結合の結果として
    得られる数値Ｇがｄ乗根g mod nつまりＧ＝gdmod nを有
    するように、前記IDデータを公開鍵PKjおよびバイトｃ
    と結合し、ここにおいてPKjはSKj -1として表されるε乗
    根mod nを有しており、すなわちSKj −ε＝PKjmod nであ
    り； ｂ）少なくともｇおよびｎが前記スマートカード（18
    2）に記録され、 さらに以下の照合ステップを実行する、すなわち、 ｃ）前記スマートカード（182）は少なくともｇを前記
    スマートカードリーダ（181）へ送信し； ｄ）該スマートカードリーダ（181）はＧ＝gdmod nを計
    算し、Ｇから前記IDデータおよび公開鍵値PKjを分離
    し； ｅ）前記スマートカード（182）は、 の範囲内の乱数δを選択し、値Ｅ＝δεmod nを計算し
    て、値Ｅを前記スマートカードリーダ（181）へ送信
    し； ｆ）該スマートカードリーダ（181）はランダムバイナ
    リベクトルｖ＝（v1v2...vk）を選択し、該ベクトルを
    前記スマートカード（182）へ送信し； ｇ）該スマートカード（182）は、 【数１】 を計算して、ｚを前記スマートカードリーダ（181）へ
    送信し； ｈ）核スマートカードリーダ（181）は、 【数２】 であるか否かを検査し、ここにおいてSKj -2＝PKjmod n
    およびε＝２であり、ａおよびｂは定数、たとえばａ＝
    ｂ＝１である、 ステップを実行することを特徴とする、アクセスコント
    ロールまたは識別方法。
  2. 【請求項２】ε＞２であり、前記スマートカードリーダ
    （181）はさらに付加的に、たとえば該値の記録されて
    いる前記スマートカード（182）を介して、値SKj -2を受
    信する、請求項１記載の方法。
  3. 【請求項３】請求項１のステップａ）において、前記バ
    イトｃは省略され、Ｇがｄ乗mod nになるまで、IDおよ
    びPKの組合せが転置される、請求項１または２記載の方
    法。
  4. 【請求項４】ｄはｄ＝２またはｄ＝３の値を有する、請
    求項１〜３のいずれか１項記載の方法。
  5. 【請求項５】Ｇを生成するために、IDおよびPKまたはｃ
    はID＆PK＆ｃになるように結合され、ここにおいて＆は
    結合演算子である、請求項１〜４のいずれか１項記載の
    方法。
  6. 【請求項６】IDは定数である、請求項１〜５のいずれか
    １項記載の方法。
  7. 【請求項７】ｇのべき乗は多項式計算に置き換えられ、
    中央コンピュータは公開の数値列Ωｉを用いて、 【数３】 のようにしてｇを計算する、請求項１〜６のいずれか１
    項記載の方法。
  8. 【請求項８】ａおよびｂは代数的または電子的関数であ
    る、請求項１〜７のいずれか１項記載の方法。
  9. 【請求項９】前記数値ｎのビット数は450〜570の範囲内
    である、請求項１〜８のいずれか１項記載の方法。
  10. 【請求項１０】前記のスマートカード（182）およびス
    マートカードリーダ（181）は、たとえば前記ランダム
    バイナリベクトルｖから、または前記乱数δから、また
    は先行の計算から得られたデータまたは数値から、値Ω
    を生成し、請求項１のステップｇ）およびｈ）を次のよ
    うに変形し、すなわち、 ｇ）前記スマートカード（182）は、 【数４】 を算出して（24）、ｚを前記スマートカードリーダ（18
    1）へ送信し、 ｈ）該スマートカードリーダ（181）は、 【数５】 であるか否かを検査する（34）、 ように変形する、請求項１〜９のいずれか１項記載の方
    法。
  11. 【請求項１１】ステップｅ）〜ｈ）を、種々異なるラン
    ダムバイナリベクトルｖまたは乱数δを用いてｔ回繰返
    し、ここにおいてｔ≧１である、請求項１〜10のいずれ
    か１項記載の方法。
  12. 【請求項１２】ｔは少なくともｔ＝４の値を有する、請
    求項11記載の方法。
  13. 【請求項１３】少なくともｋ＝18個の鍵値PKjのセット
    を用いる、請求項１〜12のいずれか１項記載の方法。
  14. 【請求項１４】積ｋ＊ｔは64〜80の範囲内の値を有す
    る、請求項11〜13のいずれか１項記載の方法。
  15. 【請求項１５】前記のステップｅ）〜ｈ）を、２進また
    は３進の論理信号を用いて実行する、請求項１〜14のい
    ずれか１項記載の方法
  16. 【請求項１６】各スマートカードまたはスマートカード
    のグループに特有のIDデータを算出し、mod nで算出さ
    れ前記IDデータに依存する秘密のデータをスマートカー
    ド（182）またはスマートカードのグループに供給した
    中央コンピュータ（11）により資格の与えられたスマー
    トカード（182）であって、該スマートカードの身元照
    合のために、該スマートカードは前記の秘密のデータの
    少なくとも一部分を、前記スマートカードリーダ（18
    1）と交換し、該スマートカードリーダ（181）は、mod
    nベースで交換されたデータの正当性を検査し、ここに
    おいてｎは少なくとも２つの素数の積である、たとえば
    有料テレビジョンシステムにおける、アクセスコントロ
    ールまたは識別のためのスマートカードにおいて、 メモリ手段（25）と、前記IDデータを、結合の結果とし
    て得られる数値Ｇがｄ乗根g mod nすなわちＧ＝gdmod n
    を有するように、公開鍵PKjおよびバイトｃと結合する
    計算手段（24）と、I/O手段（21）とが設けられてお
    り、ここにおいて各PKjは、SKj -1で表わされるε乗根mo
    d nを有しており、すなわちSKj −ε＝PKjmod nであり、
    少なくともｇおよびｎは前記メモリ手段（25）に記録さ
    れており、 照合のために、 ｉ）前記スマートカード（182）は前記I/O手段を介して
    少なくともｇを前記スマートカードリーダ（181）へ送
    信し； ｊ）前記スマートカードは の範囲内で乱数δを選択し、値Ｅ＝δεを算出して、前
    記I/O手段を介して値Ｅを前記スマートカードリーダ（1
    81）へ送信し； ｋ）前記スマートカード（182）は、前記I/O手段を介し
    て前記スマートカードリーダ（181）からランダムバイ
    ナリベクトルｖ＝（v1v2...vk）を受信し； ｌ）前記スマートカード（182）は 【数６】 を算出して、前記I/O手段を介してｚを前記スマートカ
    ードリーダ（181）へ送信し、ここにおいてε＝２であ
    り、ａおよびｂは定数たとえばａ＝ｂ＝１であることを
    特徴とする、 アクセスコントロールまたは識別のためのスマートカー
    ド。
  17. 【請求項１７】各スマートカードまたはスマートカード
    のグループに特有のIDデータを算出し、mod nで算出さ
    れ前記IDデータに依存する秘密のデータを前記スマート
    カード（182）に供給した中央コンピュータ（11）によ
    り資格の与えられたスマートカード（182）の身元を照
    合するベリファイアとして動作するスマートカードリー
    ダ（181）であって、該スマートカードリーダ（181）に
    スマートカードが挿入され、前記のスマートカードリー
    ダ（181）とスマートカード（182）は、前記の秘密のデ
    ータの少なくとも一部分を交換し、mod nベースで交換
    されたデータの正当性を検査し、ここにおいてｎは少な
    くとも２つの素数の積である、たとえば有料テレビジョ
    ンシステムにおける、ベリファイアとして動作するアク
    セスコントロールまたは識別のためのスマートカードリ
    ーダ（181）において、 メモリ手段（35）と、前記IDデータを、結合の結果とし
    て得られる数値Ｇがｄ乗根g mod nつまりＧ＝gdmod nを
    有するように、公開鍵PKjおよびバイトｃと結合する計
    算手段（34）と、I/O手段（31）とが設けられており、
    ここにおいて各PKjはSKj -1で表わされるε乗根mod nを
    有しており、すなわちSKj −ε＝PKjmod nであり、少な
    くともｎは前記メモリ手段（35）に記録されており、 照合のために、 ｍ）前記スマートカードリーダ（181）は、前記I/O手段
    を介して少なくともｇを前記スマートカード（182）か
    ら受信し、Ｇ＝gdmod nを算出し（34）、Ｇから前記ID
    データおよび公開値PKjを分離し； ｎ）前記スマートカードリーダ（181）はスマートカー
    ド（182）から前記I/O手段を介して、値Ｅ＝δεmod n
    を受信し、ランダムバイナリベクトルｖ＝（v1v2...
    vk）を選択し、前記I/O手段を介してこれをスマートカ
    ード（182）へ送信し； ｏ）スマートカードリーダ（181）は前記I/O手段を介し
    てスマートカード（182）から、 【数７】 を受信し、 【数８】 であるか否かを検査し、ここにおいてSKj -2＝PKjmodお
    よびｎ、ε＝２であり、ａおよびｂは定数たとえばａ＝
    ｂ＝１であることを特徴とする、 ベリファイアとして動作するアクセスコントロールまた
    は識別のためのスマートカードリーダ。
  18. 【請求項１８】前記数値ｎのビット数は450〜570の範囲
    内である、請求項16または17記載の装置。
  19. 【請求項１９】ステップｊ）〜ｌ）およびｎ）〜ｏ）
    は、種々異なるランダムバイナリベクトルｖまたは乱数
    δを用いてｔ回繰り返され、ここにおいてｔ≧１であ
    る、請求項16〜18のいずれか１項記載の方法。
  20. 【請求項２０】ｔは少なくともｔ＝４の値を有する、請
    求項19記載の装置。
  21. 【請求項２１】ステップｊ）〜ｌ）およびｎ）〜ｏ）
    は、２進または３進の論理信号を用いて実行される、請
    求項16〜20のいずれか１項記載の装置。
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