JP3253060B2 - 相互認証方法及びその装置 - Google Patents
相互認証方法及びその装置Info
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- JP3253060B2 JP3253060B2 JP35715897A JP35715897A JP3253060B2 JP 3253060 B2 JP3253060 B2 JP 3253060B2 JP 35715897 A JP35715897 A JP 35715897A JP 35715897 A JP35715897 A JP 35715897A JP 3253060 B2 JP3253060 B2 JP 3253060B2
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Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】この発明は、交信により共通
の秘密鍵を生成し、その秘密鍵により暗号通信を行う通
信システムにおける通信相手の相互認証方法及びその装
置に関する。
の秘密鍵を生成し、その秘密鍵により暗号通信を行う通
信システムにおける通信相手の相互認証方法及びその装
置に関する。
【０００２】
【従来の技術】以下では、署名とは、デジタル署名を意
味する。従来の相互認証方法にはＸ５０５６−３（ＩＳ
Ｏ／ＩＥＣ９７９８−３）５．２Ｍｕｔｕａｌ Ａｕｔ
ｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎ（相互認証）に定める相互認証
プロトコルがあった。そのおもなプロトコルとしては、
以下の２つがある。 ・５．２．１ Two Pass Authentication ・５．２．２ Three Pass Authentication また、相互認証プロトコルに対する主な攻撃（なりすま
し）として、 ・Man in the Middle 攻撃 ・Replay攻撃 がある。
味する。従来の相互認証方法にはＸ５０５６−３（ＩＳ
Ｏ／ＩＥＣ９７９８−３）５．２Ｍｕｔｕａｌ Ａｕｔ
ｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎ（相互認証）に定める相互認証
プロトコルがあった。そのおもなプロトコルとしては、
以下の２つがある。 ・５．２．１ Two Pass Authentication ・５．２．２ Three Pass Authentication また、相互認証プロトコルに対する主な攻撃（なりすま
し）として、 ・Man in the Middle 攻撃 ・Replay攻撃 がある。
【０００３】まず、この従来の相互認証方法の概要を示
す。 （１）５．２．１ Two Pass Authentication 図７ＡにTwo Pass Authentication の概要を示す。 １：通信装置ＳＴＡ１は相互認証プロトコルをおこなう
時点の時刻をＴ１とし、［Ｔ１，ＳＴＡ２］に対する署
名Ｓ１を生成する。 ２：通信装置ＳＴＡ１は通信装置ＳＴＡ１の公開鍵ＰＫ
１の証明書（ＰＫ１とＰＫ１に対する認証局の署名Ｂ
１）とＴ１，ＳＴＡ２，Ｓ１とを通信装置ＳＴＡ２へ送
る。（図７Ａの１） ３：通信装置ＳＴＡ２は通信装置１からＳＴＡ１の証明
書Ｂ１を用いて署名Ｓ１を検査し、検査に不合格の場合
はプロトコルを中断する。 ４：通信装置ＳＴＡ２はプロトコルをおこなう時点の時
刻をＴ２とし、［Ｔ２，ＳＴＡ１］に対する署名Ｓ２を
生成する。 ５：通信装置ＳＴＡ２は通信装置ＳＴＡ２の公開鍵ＰＫ
２の証明書（ＰＫ１とその署名Ｂ２）、Ｔ２，ＳＴＡ
１，Ｓ２を通信装置ＳＴＡ１へ送る。（図７Ａの２） ６：通信装置ＳＴＡ１は通信装置ＳＴＡ２からの証明書
を用いて署名Ｓ２を検査し、検査に不合格の場合はプロ
トコルを中断する。
す。 （１）５．２．１ Two Pass Authentication 図７ＡにTwo Pass Authentication の概要を示す。 １：通信装置ＳＴＡ１は相互認証プロトコルをおこなう
時点の時刻をＴ１とし、［Ｔ１，ＳＴＡ２］に対する署
名Ｓ１を生成する。 ２：通信装置ＳＴＡ１は通信装置ＳＴＡ１の公開鍵ＰＫ
１の証明書（ＰＫ１とＰＫ１に対する認証局の署名Ｂ
１）とＴ１，ＳＴＡ２，Ｓ１とを通信装置ＳＴＡ２へ送
る。（図７Ａの１） ３：通信装置ＳＴＡ２は通信装置１からＳＴＡ１の証明
書Ｂ１を用いて署名Ｓ１を検査し、検査に不合格の場合
はプロトコルを中断する。 ４：通信装置ＳＴＡ２はプロトコルをおこなう時点の時
刻をＴ２とし、［Ｔ２，ＳＴＡ１］に対する署名Ｓ２を
生成する。 ５：通信装置ＳＴＡ２は通信装置ＳＴＡ２の公開鍵ＰＫ
２の証明書（ＰＫ１とその署名Ｂ２）、Ｔ２，ＳＴＡ
１，Ｓ２を通信装置ＳＴＡ１へ送る。（図７Ａの２） ６：通信装置ＳＴＡ１は通信装置ＳＴＡ２からの証明書
を用いて署名Ｓ２を検査し、検査に不合格の場合はプロ
トコルを中断する。
【０００４】３、６の検査が両方とも合格だった場合
に、相互認証が成立する。 （２）５．２．２ Three Pass Authentication 図７ＢにThree Pass Authentication の概要を示す。 １：通信装置ＳＴＡ２は乱数Ｒ２を生成し、通信装置Ｓ
ＴＡ１へ送る。（図７Ｂの１） ２：通信装置ＳＴＡ１は乱数Ｒ１を生成し、［Ｒ１，Ｒ
２，ＳＴＡ２］に対する署名Ｓ１を生成する。 ３：通信装置ＳＴＡ１はその公開鍵ＰＫ１の証明書、Ｒ
１，Ｒ２，ＳＴＡ２，Ｓ１を通信装置ＳＴＡ２へ送る。
（図７Ｂの２） ４：通信装置ＳＴＡ２は通信装置ＳＴＡ１からの証明書
を用いて署名Ｓ１を検査し、検査に不合格の場合はプロ
トコルを中断する。 ５：通信装置ＳＴＡ２は［Ｒ２，Ｒ１，ＳＴＡ１］に対
する署名Ｓ２を生成する。 ６：通信装置ＳＴＡ２はその公開鍵ＰＫ２の証明書、Ｒ
２，Ｒ１，ＳＴＡ１，Ｓ２を通信装置ＳＴＡ１へ送る。
（図７Ｂの３） ７：通信装置ＳＴＡ１は通信装置ＳＴＡ２からの証明書
を用いて署名Ｓ２を検査し、検査に不合格の場合はプロ
トコルを中断する。
に、相互認証が成立する。 （２）５．２．２ Three Pass Authentication 図７ＢにThree Pass Authentication の概要を示す。 １：通信装置ＳＴＡ２は乱数Ｒ２を生成し、通信装置Ｓ
ＴＡ１へ送る。（図７Ｂの１） ２：通信装置ＳＴＡ１は乱数Ｒ１を生成し、［Ｒ１，Ｒ
２，ＳＴＡ２］に対する署名Ｓ１を生成する。 ３：通信装置ＳＴＡ１はその公開鍵ＰＫ１の証明書、Ｒ
１，Ｒ２，ＳＴＡ２，Ｓ１を通信装置ＳＴＡ２へ送る。
（図７Ｂの２） ４：通信装置ＳＴＡ２は通信装置ＳＴＡ１からの証明書
を用いて署名Ｓ１を検査し、検査に不合格の場合はプロ
トコルを中断する。 ５：通信装置ＳＴＡ２は［Ｒ２，Ｒ１，ＳＴＡ１］に対
する署名Ｓ２を生成する。 ６：通信装置ＳＴＡ２はその公開鍵ＰＫ２の証明書、Ｒ
２，Ｒ１，ＳＴＡ１，Ｓ２を通信装置ＳＴＡ１へ送る。
（図７Ｂの３） ７：通信装置ＳＴＡ１は通信装置ＳＴＡ２からの証明書
を用いて署名Ｓ２を検査し、検査に不合格の場合はプロ
トコルを中断する。
【０００５】４、７の検査が両方とも合格だった場合
に、相互認証が成立する。上記で説明した、従来の認証
プロトコル ・５．２．１ Two Pass Authentication ・５．２．２ Three Pass Authentication では、以下に説明するReplay攻撃を防ぐことはできる
が、Man in the Middle 攻撃を防ぐことはできないとい
う問題点がある。 ・Man in the Middle 攻撃 通信装置ＳＴＡ１、ＳＴＡ２と平行して認証プロトコル
を実行する能力を持つ不正通信者ＳＴＡ３が、通信装置
ＳＴＡ１には不正通信者ＳＴＡ３通信装置（以下ＳＴＡ
３は不正通信者又はその通信装置を意味する）が通信装
置ＳＴＡ２であり、通信装置ＳＴＡ２には不正通信装置
ＳＴＡ３が通信装置ＳＴＡ１であると信じさせることを
目的とした攻撃方法である。
に、相互認証が成立する。上記で説明した、従来の認証
プロトコル ・５．２．１ Two Pass Authentication ・５．２．２ Three Pass Authentication では、以下に説明するReplay攻撃を防ぐことはできる
が、Man in the Middle 攻撃を防ぐことはできないとい
う問題点がある。 ・Man in the Middle 攻撃 通信装置ＳＴＡ１、ＳＴＡ２と平行して認証プロトコル
を実行する能力を持つ不正通信者ＳＴＡ３が、通信装置
ＳＴＡ１には不正通信者ＳＴＡ３通信装置（以下ＳＴＡ
３は不正通信者又はその通信装置を意味する）が通信装
置ＳＴＡ２であり、通信装置ＳＴＡ２には不正通信装置
ＳＴＡ３が通信装置ＳＴＡ１であると信じさせることを
目的とした攻撃方法である。
【０００６】認証プロトコル「５．２．１ Two Pass A
uthentication 」に対するMan in the Middle 攻撃は図
８Ａのようになる。不正通信装置ＳＴＡ３は、通信装置
ＳＴＡ１から送られてきたメッセージを通信装置ＳＴＡ
２へ送り、通信装置ＳＴＡ２から送られてきたメッセー
ジを通信装置ＳＴＡ１へ送ることによって、上記目的を
果たすことができる。 １：通信装置ＳＴＡ１はプロトコルをおこなう時点の時
刻をＴ１とし、［Ｔ１，ＳＴＡ２］に対する署名Ｓ１を
生成する。 ２：通信装置ＳＴＡ１はその公開鍵ＰＫ１の証明書、Ｔ
１，ＳＴＡ２，Ｓ１を不正通信装置ＳＴＡ３へ送る。
（図８Ａの１） ２ａ：不正通信装置ＳＴＡ３は通信装置ＳＴＡ１からの
公開鍵ＰＫ１の証明書、Ｔ１，ＳＴＡ２，Ｓ１を通信装
置ＳＴＡ２へ送る。（図８Ａの２） ３：通信装置ＳＴＡ２は通信装置ＳＴＡ１からの証明書
を用いて署名Ｓ１を検査する。 ４：通信装置ＳＴＡ２はプロトコルをおこなう時点の時
刻をＴ２とし、［Ｔ２，ＳＴＡ１］に対する署名Ｓ２を
生成する。 ５：通信装置ＳＴＡ２はその公開鍵の証明書、Ｔ２，Ｓ
ＴＡ１，Ｓ２を不正通信装置ＳＴＡ３へ送る。（図８Ａ
の３） ５ａ：不正通信装置ＳＴＡ３は通信装置ＳＴＡ２からの
公開鍵の証明書、Ｔ２，ＳＴＡ１，Ｓ２を通信装置ＳＴ
Ａ１へ送る。（図８Ａの４） ６：通信装置ＳＴＡ１は通信装置ＳＴＡ２からの証明書
を用いて署名Ｓ２を検査する。
uthentication 」に対するMan in the Middle 攻撃は図
８Ａのようになる。不正通信装置ＳＴＡ３は、通信装置
ＳＴＡ１から送られてきたメッセージを通信装置ＳＴＡ
２へ送り、通信装置ＳＴＡ２から送られてきたメッセー
ジを通信装置ＳＴＡ１へ送ることによって、上記目的を
果たすことができる。 １：通信装置ＳＴＡ１はプロトコルをおこなう時点の時
刻をＴ１とし、［Ｔ１，ＳＴＡ２］に対する署名Ｓ１を
生成する。 ２：通信装置ＳＴＡ１はその公開鍵ＰＫ１の証明書、Ｔ
１，ＳＴＡ２，Ｓ１を不正通信装置ＳＴＡ３へ送る。
（図８Ａの１） ２ａ：不正通信装置ＳＴＡ３は通信装置ＳＴＡ１からの
公開鍵ＰＫ１の証明書、Ｔ１，ＳＴＡ２，Ｓ１を通信装
置ＳＴＡ２へ送る。（図８Ａの２） ３：通信装置ＳＴＡ２は通信装置ＳＴＡ１からの証明書
を用いて署名Ｓ１を検査する。 ４：通信装置ＳＴＡ２はプロトコルをおこなう時点の時
刻をＴ２とし、［Ｔ２，ＳＴＡ１］に対する署名Ｓ２を
生成する。 ５：通信装置ＳＴＡ２はその公開鍵の証明書、Ｔ２，Ｓ
ＴＡ１，Ｓ２を不正通信装置ＳＴＡ３へ送る。（図８Ａ
の３） ５ａ：不正通信装置ＳＴＡ３は通信装置ＳＴＡ２からの
公開鍵の証明書、Ｔ２，ＳＴＡ１，Ｓ２を通信装置ＳＴ
Ａ１へ送る。（図８Ａの４） ６：通信装置ＳＴＡ１は通信装置ＳＴＡ２からの証明書
を用いて署名Ｓ２を検査する。
【０００７】ここでは５．２．１ Two Pass Authentic
ation について述べたが、５．２．２Three Pass Authe
ntication に対しても同じ攻撃を行うことができる。 ・Replay攻撃 不正通信者ＳＴＡ３が、通信装置ＳＴＡ２とＳＴＡ１の
通信を傍受し、その情報を用いて、後の認証手順におい
て通信装置ＳＴＡ２に不正通信装置ＳＴＡ３が通信装置
ＳＴＡ１であると信じさせることを目的とした攻撃方法
である。
ation について述べたが、５．２．２Three Pass Authe
ntication に対しても同じ攻撃を行うことができる。 ・Replay攻撃 不正通信者ＳＴＡ３が、通信装置ＳＴＡ２とＳＴＡ１の
通信を傍受し、その情報を用いて、後の認証手順におい
て通信装置ＳＴＡ２に不正通信装置ＳＴＡ３が通信装置
ＳＴＡ１であると信じさせることを目的とした攻撃方法
である。
【０００８】認証プロトコル「５．２．１ Two Pass A
uthentication 」に対するReplay攻撃は図８Ｂのように
なる。まず、通信装置ＳＴＡ１とＳＴＡ２の認証プロト
コルが行われ、これを不正通信装置ＳＴＡ３が盗聴す
る。 １：通信装置ＳＴＡ１はプロトコルをおこなう時点の時
刻をＴ１とし、［Ｔ１，ＳＴＡ２］に対する署名Ｓ１を
生成する。 ２：通信装置ＳＴＡ１はその公開鍵ＰＫ１の証明書、Ｔ
１，ＳＴＡ２，Ｓ１を通信装置ＳＴＡ２へ送る。（図８
Ｂの１） ３：通信装置ＳＴＡ２は通信装置ＳＴＡ１からの証明書
を用いて署名Ｓ１を検査し、検査に不合格の場合はプロ
トコルを中断する。 ４：通信装置ＳＴＡ２はプロトコルをおこなう時点の時
刻をＴ２とし、［Ｔ２，ＳＴＡ１］に対する署名Ｓ２を
生成する。 ５：通信装置ＳＴＡ２はその公開鍵ＰＫ２の証明書、Ｔ
２，ＳＴＡ１，Ｓ２を通信装置ＳＴＡ１へ送る。（図８
Ｂの２） ６：通信装置ＳＴＡ１は通信装置ＳＴＡ２からの証明書
を用いて署名Ｓ２を検査し、検査に不合格の場合はプロ
トコルを中断する。
uthentication 」に対するReplay攻撃は図８Ｂのように
なる。まず、通信装置ＳＴＡ１とＳＴＡ２の認証プロト
コルが行われ、これを不正通信装置ＳＴＡ３が盗聴す
る。 １：通信装置ＳＴＡ１はプロトコルをおこなう時点の時
刻をＴ１とし、［Ｔ１，ＳＴＡ２］に対する署名Ｓ１を
生成する。 ２：通信装置ＳＴＡ１はその公開鍵ＰＫ１の証明書、Ｔ
１，ＳＴＡ２，Ｓ１を通信装置ＳＴＡ２へ送る。（図８
Ｂの１） ３：通信装置ＳＴＡ２は通信装置ＳＴＡ１からの証明書
を用いて署名Ｓ１を検査し、検査に不合格の場合はプロ
トコルを中断する。 ４：通信装置ＳＴＡ２はプロトコルをおこなう時点の時
刻をＴ２とし、［Ｔ２，ＳＴＡ１］に対する署名Ｓ２を
生成する。 ５：通信装置ＳＴＡ２はその公開鍵ＰＫ２の証明書、Ｔ
２，ＳＴＡ１，Ｓ２を通信装置ＳＴＡ１へ送る。（図８
Ｂの２） ６：通信装置ＳＴＡ１は通信装置ＳＴＡ２からの証明書
を用いて署名Ｓ２を検査し、検査に不合格の場合はプロ
トコルを中断する。
【０００９】つぎに通信装置ＳＴＡ１と（通信装置ＳＴ
Ａ２であると偽った）不正通信装置ＳＴＡ３の認証プロ
トコルが行われる。 １：通信装置ＳＴＡ１はプロトコルをおこなう時点の時
刻をＴ１′とし、［Ｔ１′，ＳＴＡ２］に対する署名Ｓ
１を生成する。 ２：通信装置ＳＴＡ１はその公開鍵ＰＫ１の証明書、Ｔ
１′，ＳＴＡ２，Ｓ１を不正通信装置ＳＴＡ３へ送る。
（図８Ｂの３） ３：不正通信装置ＳＴＡ３は通信装置ＳＴＡ１からの証
明書を用いて署名Ｓ１を検査し、検査に不合格の場合は
プロトコルを中断する。 ４：不正通信装置ＳＴＡ３は先の盗聴により得た通信装
置ＳＴＡ２の公開鍵ＰＫ２の証明書、Ｔ２，ＳＴＡ１，
Ｓ２を通信装置ＳＴＡ１へ送る。（図８Ｂの４） ５：通信装置ＳＴＡ１は通信装置ＳＴＡ２の証明書を用
いて署名Ｓ２を検査し、検査に不合格の場合はプロトコ
ルを中断する。
Ａ２であると偽った）不正通信装置ＳＴＡ３の認証プロ
トコルが行われる。 １：通信装置ＳＴＡ１はプロトコルをおこなう時点の時
刻をＴ１′とし、［Ｔ１′，ＳＴＡ２］に対する署名Ｓ
１を生成する。 ２：通信装置ＳＴＡ１はその公開鍵ＰＫ１の証明書、Ｔ
１′，ＳＴＡ２，Ｓ１を不正通信装置ＳＴＡ３へ送る。
（図８Ｂの３） ３：不正通信装置ＳＴＡ３は通信装置ＳＴＡ１からの証
明書を用いて署名Ｓ１を検査し、検査に不合格の場合は
プロトコルを中断する。 ４：不正通信装置ＳＴＡ３は先の盗聴により得た通信装
置ＳＴＡ２の公開鍵ＰＫ２の証明書、Ｔ２，ＳＴＡ１，
Ｓ２を通信装置ＳＴＡ１へ送る。（図８Ｂの４） ５：通信装置ＳＴＡ１は通信装置ＳＴＡ２の証明書を用
いて署名Ｓ２を検査し、検査に不合格の場合はプロトコ
ルを中断する。
【００１０】不正通信装置ＳＴＡ３は、通信装置ＳＴＡ
２が送ったのと同じメッセージを通信装置ＳＴＡ１へ送
るため、不正通信装置ＳＴＡ３は前回の認証時と同じ時
刻情報Ｔ２を使うことになり、通信装置ＳＴＡ１は不正
通信装置ＳＴＡ３が通信装置ＳＴＡ２でないことを見破
ることができる。鍵共有したあと、暗号化したメッセー
ジを交換して認証を行うことにより、Replay攻撃を防ぐ
ことは可能である。
２が送ったのと同じメッセージを通信装置ＳＴＡ１へ送
るため、不正通信装置ＳＴＡ３は前回の認証時と同じ時
刻情報Ｔ２を使うことになり、通信装置ＳＴＡ１は不正
通信装置ＳＴＡ３が通信装置ＳＴＡ２でないことを見破
ることができる。鍵共有したあと、暗号化したメッセー
ジを交換して認証を行うことにより、Replay攻撃を防ぐ
ことは可能である。
【００１１】しかし、不正通信者は、鍵共有プロトコル
に対しても Man in the Middle攻撃を行うことにより、
暗号化したメッセージを交換して認証を行う場合でも、
なりすましをすることができる。また、 ５．２．１ Two Pass Authentication では、Replay攻撃に対する安全性を日時情報に依ってい
るため、時刻情報を共有できない場合には完全ではな
く、 ５．２．２ Three Pass Authentication では、メッセージのやりとりが１回増えて３回となると
いう問題がある。
に対しても Man in the Middle攻撃を行うことにより、
暗号化したメッセージを交換して認証を行う場合でも、
なりすましをすることができる。また、 ５．２．１ Two Pass Authentication では、Replay攻撃に対する安全性を日時情報に依ってい
るため、時刻情報を共有できない場合には完全ではな
く、 ５．２．２ Three Pass Authentication では、メッセージのやりとりが１回増えて３回となると
いう問題がある。
【００１２】
【発明が解決しようとする課題】この発明の目的は、証
明書を交換する認証方法の、Man in the middle と呼ば
れる攻撃方法に対する弱点を解決し、しかも認証用のメ
ッセージの交換の回数を減らして効率化した、認証方法
及びその装置を提供することにある。
明書を交換する認証方法の、Man in the middle と呼ば
れる攻撃方法に対する弱点を解決し、しかも認証用のメ
ッセージの交換の回数を減らして効率化した、認証方法
及びその装置を提供することにある。
【００１３】
【課題を解決するための手段】この発明は、認証プロト
コルの際に、証明書の交換に先だって交換される、鍵共
有のための通信相手の装置が発生した乱数から算出され
た情報に対してデジタル署名を行うことを最も主要な特
徴とする。従来技術とは、通信する両者が鍵共有を行う
際に交換した情報を、認証プロトコルに用いる点が異な
る。
コルの際に、証明書の交換に先だって交換される、鍵共
有のための通信相手の装置が発生した乱数から算出され
た情報に対してデジタル署名を行うことを最も主要な特
徴とする。従来技術とは、通信する両者が鍵共有を行う
際に交換した情報を、認証プロトコルに用いる点が異な
る。
【００１４】
【発明の実施の形態】実施形態１（請求項１） 図１Ａに、この実施形態１を実施した場合の認証方法
（プロトコル）のシーケンスを示す。 最初の１往復の信号の送受で通信装置ＳＴＡ１、Ｓ
ＴＡ２が各々発生した乱数Ａ１，Ａ２から算出された値
ＧA1Mod Ｐ、ＧA2Mod Ｐをそれぞれ認証要求、認証要求
付に付けて相手局に送ることにより交換し、Diffie-Hel
lman鍵配送アルゴリズムにより秘密鍵ＫをＫ＝ＧA1・A2
Mod Ｐと算出して共有する。
（プロトコル）のシーケンスを示す。 最初の１往復の信号の送受で通信装置ＳＴＡ１、Ｓ
ＴＡ２が各々発生した乱数Ａ１，Ａ２から算出された値
ＧA1Mod Ｐ、ＧA2Mod Ｐをそれぞれ認証要求、認証要求
付に付けて相手局に送ることにより交換し、Diffie-Hel
lman鍵配送アルゴリズムにより秘密鍵ＫをＫ＝ＧA1・A2
Mod Ｐと算出して共有する。
【００１５】なおＧ，ＰはDiffie-Hellman鍵配送アルゴ
リズムにおける公開鍵である。 共有して以降の信号の送受は、共有された秘密鍵Ｋ
を用いて暗号化されて行われる。したがって、鍵共有し
た当事者（ＳＴＡ１，ＳＴＡ２のいずれか）以外の第三
者からの証明書の送信は、復号化処理により意味のない
データとなり、証明書の検証時に、排除することができ
る。以上により、証明書の送信者が、鍵共有を行った当
事者であることが保証される。 通信装置ＳＴＡ１は署名用鍵Ｋ１に対する公開鍵Ｐ
Ｋ１の証明書と、Diffie-Hellman鍵配送アルゴリズムで
用いた情報ＧA2Mod Ｐに対する署名用秘密鍵Ｋ１による
署名を通信装置ＳＴＡ２へ送る。同様に通信装置ＳＴＡ
２は署名用鍵Ｋ２に対する公開鍵ＰＫ２の証明書と、Ｇ
A1Mod Ｐに対する署名用秘密鍵Ｋ２による署名を通信装
置ＳＴＡ１へ送る。
リズムにおける公開鍵である。 共有して以降の信号の送受は、共有された秘密鍵Ｋ
を用いて暗号化されて行われる。したがって、鍵共有し
た当事者（ＳＴＡ１，ＳＴＡ２のいずれか）以外の第三
者からの証明書の送信は、復号化処理により意味のない
データとなり、証明書の検証時に、排除することができ
る。以上により、証明書の送信者が、鍵共有を行った当
事者であることが保証される。 通信装置ＳＴＡ１は署名用鍵Ｋ１に対する公開鍵Ｐ
Ｋ１の証明書と、Diffie-Hellman鍵配送アルゴリズムで
用いた情報ＧA2Mod Ｐに対する署名用秘密鍵Ｋ１による
署名を通信装置ＳＴＡ２へ送る。同様に通信装置ＳＴＡ
２は署名用鍵Ｋ２に対する公開鍵ＰＫ２の証明書と、Ｇ
A1Mod Ｐに対する署名用秘密鍵Ｋ２による署名を通信装
置ＳＴＡ１へ送る。
【００１６】このようにしてセッション時に生成されて
送受された情報：ここでは、鍵共有用の情報ＧA1Mod
Ｐ、ＧA2Mod Ｐに対して、証明書中の公開鍵に対応する
署名用鍵によってデジタル署名できる能力を示すことに
より、自分が、証明書を傍受して、不正に流用している
通信者ではなく、証明書に記載されている公開鍵の本物
の所有者であることを示す。
送受された情報：ここでは、鍵共有用の情報ＧA1Mod
Ｐ、ＧA2Mod Ｐに対して、証明書中の公開鍵に対応する
署名用鍵によってデジタル署名できる能力を示すことに
より、自分が、証明書を傍受して、不正に流用している
通信者ではなく、証明書に記載されている公開鍵の本物
の所有者であることを示す。
【００１７】つまり通信装置ＳＴＡ１は乱数を生成し、
ＧA3Mod Ｐを演算し、認証要求とＧ A3Mod Ｐを不正通信
装置ＳＴＡ３へ送り、不正通信装置ＳＴＡ３は乱数Ａ４
を生成し、ＧA4Mod Ｐを演算し、これと認証要求受付と
を通信装置ＳＴＡ１へ送る。両通信装置ＳＴＡ１、ＳＴ
Ａ３はそれぞれ秘密鍵Ｋ′＝ＧA3・A4Mod Ｐを計算す
る。
ＧA3Mod Ｐを演算し、認証要求とＧ A3Mod Ｐを不正通信
装置ＳＴＡ３へ送り、不正通信装置ＳＴＡ３は乱数Ａ４
を生成し、ＧA4Mod Ｐを演算し、これと認証要求受付と
を通信装置ＳＴＡ１へ送る。両通信装置ＳＴＡ１、ＳＴ
Ａ３はそれぞれ秘密鍵Ｋ′＝ＧA3・A4Mod Ｐを計算す
る。
【００１８】次に共通した秘密鍵Ｋ′で暗号化して送受
信を行うが不正通信装置ＳＴＡ３は傍受した通信装置Ｓ
ＴＡ２の公開鍵ＰＫ２の証明書を用いてこれを通信装置
ＳＴＡ１に送ることができるが、通信装置ＳＴＡ２のＰ
Ｋ２と対応する署名用鍵Ｋ２を知らないため、ＧA1Mod
Ｐに対する正しい署名を通信装置ＳＴＡ１へ送ることが
できない。
信を行うが不正通信装置ＳＴＡ３は傍受した通信装置Ｓ
ＴＡ２の公開鍵ＰＫ２の証明書を用いてこれを通信装置
ＳＴＡ１に送ることができるが、通信装置ＳＴＡ２のＰ
Ｋ２と対応する署名用鍵Ｋ２を知らないため、ＧA1Mod
Ｐに対する正しい署名を通信装置ＳＴＡ１へ送ることが
できない。
【００１９】従って通信装置ＳＴＡ１は、公開鍵ＰＫ２
が正しいものであることを確認することができるが、こ
のＰＫ２を用いて、不正通信装置ＳＴＡ３よりのＧA1Mo
d Ｐに対する署名と相当するものを検証した際に、不合
格となり、秘密鍵Ｋ′を共有した相手が通信装置ＳＴＡ
２でないことが判明する。 検証結果及び接続条件によって接続の可否を判断す
る。
が正しいものであることを確認することができるが、こ
のＰＫ２を用いて、不正通信装置ＳＴＡ３よりのＧA1Mo
d Ｐに対する署名と相当するものを検証した際に、不合
格となり、秘密鍵Ｋ′を共有した相手が通信装置ＳＴＡ
２でないことが判明する。 検証結果及び接続条件によって接続の可否を判断す
る。
【００２０】上記により、鍵を共有した相手が証明書の
送信者であり、かつ、証明書に記載されている公開鍵と
対応する署名用鍵Ｋ１，Ｋ２を知っていることが相互に
証明できる。この実施の形態において、Diffie-Hellman
鍵配送アルゴリズムの代わりに、楕円Diffie-Hellman鍵
配送アルゴリズムを使用することが可能である。
送信者であり、かつ、証明書に記載されている公開鍵と
対応する署名用鍵Ｋ１，Ｋ２を知っていることが相互に
証明できる。この実施の形態において、Diffie-Hellman
鍵配送アルゴリズムの代わりに、楕円Diffie-Hellman鍵
配送アルゴリズムを使用することが可能である。
【００２１】実施形態２（請求項２） 公開鍵暗号（ＲＳＡ暗号、ＥｌＧａｍａｌ暗号、など）
を用いて鍵Ａ２を共有し、鍵Ａ２を用いた暗号通信を行
っている状態でデジタル署名を用いた認証プロトコルを
行う場合を想定している。ここで、鍵共有に用いる公開
鍵暗号の公開鍵にたいしても認証局が証明書を発行する
ことにより、鍵共有と認証を同時に行う方法も考えられ
るが、 ・鍵共有用と署名用に別々の証明書を必要とする方式
は、認証局の負担が増えること。 ・認証プロトコルは暗号化した状態で行った方が不特定
多数に認証用の情報が漏れる危険が減ること。 などの理由から、「鍵共有プロトコル」「暗号通信で認
証プロトコル」という順に行うのが一般的である。
を用いて鍵Ａ２を共有し、鍵Ａ２を用いた暗号通信を行
っている状態でデジタル署名を用いた認証プロトコルを
行う場合を想定している。ここで、鍵共有に用いる公開
鍵暗号の公開鍵にたいしても認証局が証明書を発行する
ことにより、鍵共有と認証を同時に行う方法も考えられ
るが、 ・鍵共有用と署名用に別々の証明書を必要とする方式
は、認証局の負担が増えること。 ・認証プロトコルは暗号化した状態で行った方が不特定
多数に認証用の情報が漏れる危険が減ること。 などの理由から、「鍵共有プロトコル」「暗号通信で認
証プロトコル」という順に行うのが一般的である。
【００２２】図２にこの実施形態の認証プロトコルのシ
ーケンスを示す。 公開鍵暗号用の公開鍵ＰＫとデジタル署名用の公開鍵 ＰＫ１またはＰＫ２は同じでも異なっていても良いが、 ・署名と暗号に同じ鍵を用いると、安全性に問題が有る
場合がある。 ・署名／暗号両用のアルゴリズムに比較して、どちらか
片方しか出来ないアルゴリズムにより高速なものが存在
する という理由から、一般には異なる公開鍵を用いる。 最初の１往復の信号の送受で通信装置ＳＴＡ１は、
通信装置ＳＴＡ２に通信装置ＳＴＡ１の公開鍵ＰＫを認
証要求と共に送信し、通信装置ＳＴＡ２は、乱数Ａ２を
発生し、公開鍵ＰＫによって乱数Ａ２を暗号化した値Ｓ
２と認証要求受付を通信装置ＳＴＡ１に送り返す。
ーケンスを示す。 公開鍵暗号用の公開鍵ＰＫとデジタル署名用の公開鍵 ＰＫ１またはＰＫ２は同じでも異なっていても良いが、 ・署名と暗号に同じ鍵を用いると、安全性に問題が有る
場合がある。 ・署名／暗号両用のアルゴリズムに比較して、どちらか
片方しか出来ないアルゴリズムにより高速なものが存在
する という理由から、一般には異なる公開鍵を用いる。 最初の１往復の信号の送受で通信装置ＳＴＡ１は、
通信装置ＳＴＡ２に通信装置ＳＴＡ１の公開鍵ＰＫを認
証要求と共に送信し、通信装置ＳＴＡ２は、乱数Ａ２を
発生し、公開鍵ＰＫによって乱数Ａ２を暗号化した値Ｓ
２と認証要求受付を通信装置ＳＴＡ１に送り返す。
【００２３】通信装置ＳＴＡ１はＳ２を復号して乱数Ａ
２を得る。以後、メッセージを暗号化する鍵としてＡ２
を用いる。 共有して以降の信号の送受は、共有された鍵Ａ２を
用いて暗号化されて行われる。Ａ２は、（ａ）発生した
通信装置ＳＴＡ２と、（ｂ）公開鍵ＰＫに対応する秘密
鍵ＳＫを持っており、公開鍵ＰＫによる暗号文を復号で
きる通信装置のみが知りえる情報である。
２を得る。以後、メッセージを暗号化する鍵としてＡ２
を用いる。 共有して以降の信号の送受は、共有された鍵Ａ２を
用いて暗号化されて行われる。Ａ２は、（ａ）発生した
通信装置ＳＴＡ２と、（ｂ）公開鍵ＰＫに対応する秘密
鍵ＳＫを持っており、公開鍵ＰＫによる暗号文を復号で
きる通信装置のみが知りえる情報である。
【００２４】したがって、鍵共有した当事者（ＳＴＡ
１，ＳＴＡ２のいずれか）以外の第三者からの証明書の
送信は、復号化処理により意味のないデータとなり、証
明書の検証時に、排除することができる。以上により、
証明書の送信者が、鍵共有を行った当事者であることが
保証される。 通信装置ＳＴＡ１は、乱数Ａ１を発生し、 ・通信装置ＳＴＡ１の公開鍵ＰＫ１の証明書、 ・通信装置ＳＴＡ１の秘密鍵Ｋ１による、［Ａ１，Ｓ
２］に対する署名 ・Ａ１，Ｓ２ を通信装置ＳＴＡ２に送る。
１，ＳＴＡ２のいずれか）以外の第三者からの証明書の
送信は、復号化処理により意味のないデータとなり、証
明書の検証時に、排除することができる。以上により、
証明書の送信者が、鍵共有を行った当事者であることが
保証される。 通信装置ＳＴＡ１は、乱数Ａ１を発生し、 ・通信装置ＳＴＡ１の公開鍵ＰＫ１の証明書、 ・通信装置ＳＴＡ１の秘密鍵Ｋ１による、［Ａ１，Ｓ
２］に対する署名 ・Ａ１，Ｓ２ を通信装置ＳＴＡ２に送る。
【００２５】通信装置ＳＴＡ２は、 ・通信装置ＳＴＡ２の公開鍵ＰＫ２の証明書 ・通信装置ＳＴＡ２の秘密鍵Ｋ２による［Ｓ２，Ａ１］
に対する署名 ・Ｓ２，Ａ１ を通信装置ＳＴＡ１に送る。
に対する署名 ・Ｓ２，Ａ１ を通信装置ＳＴＡ１に送る。
【００２６】ここで、ＳＴＡ１→ＳＴＡ２のときと、Ｓ
ＴＡ２→ＳＴＡ１の時で、Ｓ２とＡ１の順番が逆になっ
ているのは、従来法であるＸ５０５６−３（ＩＳＯ／Ｉ
ＥＣ９７９８−３）５．２．２Three Pass Authenticat
ion の該当する部分にならっている。両方とも同じ順番
にしても良い。このような処理により、実施の形態１と
同様、セッション時に生成されて送受された予測不可能
な情報：ここでは、Ａ１，Ｓ２を、証明書中の公開鍵に
対応する署名用鍵によってデジタル署名できる能力を示
すことにより、自分が、証明書を傍受して、不正に流用
している通信者ではなく、証明書に記載されている公開
鍵の本物の所有者であることを示している。 検証結果及び接続条件によって接続の可否を判断す
る。
ＴＡ２→ＳＴＡ１の時で、Ｓ２とＡ１の順番が逆になっ
ているのは、従来法であるＸ５０５６−３（ＩＳＯ／Ｉ
ＥＣ９７９８−３）５．２．２Three Pass Authenticat
ion の該当する部分にならっている。両方とも同じ順番
にしても良い。このような処理により、実施の形態１と
同様、セッション時に生成されて送受された予測不可能
な情報：ここでは、Ａ１，Ｓ２を、証明書中の公開鍵に
対応する署名用鍵によってデジタル署名できる能力を示
すことにより、自分が、証明書を傍受して、不正に流用
している通信者ではなく、証明書に記載されている公開
鍵の本物の所有者であることを示している。 検証結果及び接続条件によって接続の可否を判断す
る。
【００２７】上記により、鍵を共有した相手が証明書の
送信者であり、かつ、証明書に記載されている公開鍵と
対応する秘密鍵Ｋ１，Ｋ２を知っていることが相互に証
明できる。この実施形態は、公開鍵暗号一般（ＲＳＡ、
ＥｌＧａｍａｌ、楕円ＥｌＧａｍａｌ、ラビン）による
鍵配送方式に適用可能である。
送信者であり、かつ、証明書に記載されている公開鍵と
対応する秘密鍵Ｋ１，Ｋ２を知っていることが相互に証
明できる。この実施形態は、公開鍵暗号一般（ＲＳＡ、
ＥｌＧａｍａｌ、楕円ＥｌＧａｍａｌ、ラビン）による
鍵配送方式に適用可能である。
【００２８】実施形態１に用いられる通信装置ＳＴＡ１
の機能構成例を図３に示す。記憶部１１には乱数生成部
ノイズ生成された乱数Ａ１、鍵配送アルゴリズムに用い
られる公開情報Ｇ，Ｐ、共有鍵生成部１３で生成された
共有鍵ＳＫ、その通信装置ＳＴＡ１の公開鍵ＰＫ１の証
明書、そのＰＫ１と対の署名用秘密鍵Ｋ１、相手通信装
置ＳＴＡ２から送られた鍵配送用関数値結果Ｇ（Ａ２）
などが記憶されている。
の機能構成例を図３に示す。記憶部１１には乱数生成部
ノイズ生成された乱数Ａ１、鍵配送アルゴリズムに用い
られる公開情報Ｇ，Ｐ、共有鍵生成部１３で生成された
共有鍵ＳＫ、その通信装置ＳＴＡ１の公開鍵ＰＫ１の証
明書、そのＰＫ１と対の署名用秘密鍵Ｋ１、相手通信装
置ＳＴＡ２から送られた鍵配送用関数値結果Ｇ（Ａ２）
などが記憶されている。
【００２９】関数演算部１４では乱数Ａ１、公開情報
Ｐ，Ｇが入力されて鍵配送アルゴリズムによる鍵配送用
関数Ｆ（Ａ１）が演算される。つまり、鍵配送アルゴリ
ズムは必ずしもDiffie-Hellmanのアルゴリズムに限ら
ず、要は乱数Ａ１を変数とした関数を利用するものであ
ればよい。共有鍵生成部１３では相手通信装置ＳＴＡ２
からの鍵配送用関数値Ｇ（Ａ２）と、乱数Ａ１とから共
有の秘密鍵ＳＫを生成して、記憶部１１に記憶する。
Ｐ，Ｇが入力されて鍵配送アルゴリズムによる鍵配送用
関数Ｆ（Ａ１）が演算される。つまり、鍵配送アルゴリ
ズムは必ずしもDiffie-Hellmanのアルゴリズムに限ら
ず、要は乱数Ａ１を変数とした関数を利用するものであ
ればよい。共有鍵生成部１３では相手通信装置ＳＴＡ２
からの鍵配送用関数値Ｇ（Ａ２）と、乱数Ａ１とから共
有の秘密鍵ＳＫを生成して、記憶部１１に記憶する。
【００３０】前記実施例ではＧ（Ａ２）に対し、Ｋ１に
よる署名を直接行ったが、Ｇ（Ａ２）を変数とする関数
Ｈ（Ｇ（Ａ２））、例えばＧ（Ａ２）を整数倍した簡単
な関数や、複数次数の複雑な関数でもよい。更に乱数Ａ
１も付加したものでもよい。単純にはＡ１＋Ｇ（Ａ２）
自体又はＨ（Ａ１＋Ｇ（Ａ２））としてもよい。よって
この例では認証用演算部１５でＧ（Ａ２）とＡ１を変数
として関数Ｈ（Ａ１，Ｇ（Ａ２））を演算し、その演算
結果に対し、署名部１６で、署名用秘密鍵Ｋ１によりデ
ジタル署名がなされる。
よる署名を直接行ったが、Ｇ（Ａ２）を変数とする関数
Ｈ（Ｇ（Ａ２））、例えばＧ（Ａ２）を整数倍した簡単
な関数や、複数次数の複雑な関数でもよい。更に乱数Ａ
１も付加したものでもよい。単純にはＡ１＋Ｇ（Ａ２）
自体又はＨ（Ａ１＋Ｇ（Ａ２））としてもよい。よって
この例では認証用演算部１５でＧ（Ａ２）とＡ１を変数
として関数Ｈ（Ａ１，Ｇ（Ａ２））を演算し、その演算
結果に対し、署名部１６で、署名用秘密鍵Ｋ１によりデ
ジタル署名がなされる。
【００３１】その暗号部１７では署名部１６の署名結
果、つまり認証用署名Ｃ１と、公開鍵ＰＫ１の証明書に
対し、または検証結果生成部１８からの検証結果に対
し、共有鍵ＳＫで暗号化する。認証要求と鍵配送用関数
演算部１４用演算結果Ｆ（Ａ１）、や暗号部１７の暗号
化出力が送信部１９により通信装置ＳＴＡ２など相手通
信装置へ送信される。
果、つまり認証用署名Ｃ１と、公開鍵ＰＫ１の証明書に
対し、または検証結果生成部１８からの検証結果に対
し、共有鍵ＳＫで暗号化する。認証要求と鍵配送用関数
演算部１４用演算結果Ｆ（Ａ１）、や暗号部１７の暗号
化出力が送信部１９により通信装置ＳＴＡ２など相手通
信装置へ送信される。
【００３２】通信装置ＳＴＡ２からなど外部からの信号
が受信部２０で受信され、それが認証要求受付けの場合
は、Ｇ（Ａ２）が共有鍵生成部１３へ入力され、共有鍵
ＳＫを生成以後の受信信号は復号部２１で共有鍵ＳＫで
復号される。復号部２１の出力中の公開鍵ＰＫ２の証明
書に対し、公開鍵確認部２２でその受信公開鍵ＰＫ２が
正しいものであることが確認され、その確認された公開
鍵ＰＫ２を用いて、受信された認証用署名Ｃ２が署名検
証部２３で検証される。公開鍵確認部２２、署名検証部
２３の各検証結果にもとづき、検証結果生成部１８で検
証結果が生成される。以上の各部に対する制御、その処
理実行が制御部２４により行われる。一般には、これら
の処理はコンピュータにより行われる。
が受信部２０で受信され、それが認証要求受付けの場合
は、Ｇ（Ａ２）が共有鍵生成部１３へ入力され、共有鍵
ＳＫを生成以後の受信信号は復号部２１で共有鍵ＳＫで
復号される。復号部２１の出力中の公開鍵ＰＫ２の証明
書に対し、公開鍵確認部２２でその受信公開鍵ＰＫ２が
正しいものであることが確認され、その確認された公開
鍵ＰＫ２を用いて、受信された認証用署名Ｃ２が署名検
証部２３で検証される。公開鍵確認部２２、署名検証部
２３の各検証結果にもとづき、検証結果生成部１８で検
証結果が生成される。以上の各部に対する制御、その処
理実行が制御部２４により行われる。一般には、これら
の処理はコンピュータにより行われる。
【００３３】図４に図２に示した実施形態２の通信装置
ＳＴＡ１の機能構成を図３と対応する部分に同一符号を
付けて示す。この場合記憶部１１には鍵配送用公開鍵α
（図２ではＰＫ）、が鍵配送用公開情報Ｐ，Ｇの代りに
記憶され、またＧ（Ａ２）の代りに暗号情報Ｇ（α、Ａ
２）＝Ｓ２が記憶される。鍵配送処理時には、記憶要求
と鍵配送用公開鍵αとが送信され、また受信部２０で受
信された鍵配送時の暗号情報Ｇ（α、Ａ２）は共有鍵生
成部１３で公開鍵αで復号され、前記実施例ではＡ２が
共有鍵ＳＫとされて記憶部１１に記憶される。しかし、
この共有鍵ＳＫはＡ２の関数であればよい。また認証処
理において、乱数生成部２６から乱数Ａ１を生成し、
（Ｓ２＝Ｇ（α、Ａ２），Ａ２）に対し直接署名用秘密
鍵Ｋ１で署名したが、図３の場合と同様に認証用関数演
算部１５でＨ（Ａ１，Ｓ２）を演算し、これに対し、署
名部１６でＫ１による署名を行ってもよい。その他は図
３の場合と同一である。
ＳＴＡ１の機能構成を図３と対応する部分に同一符号を
付けて示す。この場合記憶部１１には鍵配送用公開鍵α
（図２ではＰＫ）、が鍵配送用公開情報Ｐ，Ｇの代りに
記憶され、またＧ（Ａ２）の代りに暗号情報Ｇ（α、Ａ
２）＝Ｓ２が記憶される。鍵配送処理時には、記憶要求
と鍵配送用公開鍵αとが送信され、また受信部２０で受
信された鍵配送時の暗号情報Ｇ（α、Ａ２）は共有鍵生
成部１３で公開鍵αで復号され、前記実施例ではＡ２が
共有鍵ＳＫとされて記憶部１１に記憶される。しかし、
この共有鍵ＳＫはＡ２の関数であればよい。また認証処
理において、乱数生成部２６から乱数Ａ１を生成し、
（Ｓ２＝Ｇ（α、Ａ２），Ａ２）に対し直接署名用秘密
鍵Ｋ１で署名したが、図３の場合と同様に認証用関数演
算部１５でＨ（Ａ１，Ｓ２）を演算し、これに対し、署
名部１６でＫ１による署名を行ってもよい。その他は図
３の場合と同一である。
【００３４】この実施形態２における通信装置ＳＴＡ２
の場合は図４に破線で示すように、鍵配送時に、乱数生
成部２７で乱数Ａ２が生成され、その乱数Ａ２に対し暗
号部２８で公開鍵αにより暗号化されＧ（α、Ａ２）と
されて送信される。共有鍵生成部ではＡ２とαから共有
鍵ＳＫが生成される。その他は通信装置ＳＴＡ１と同様
である。通信装置ＳＴＡ１，ＳＴＡ２は何れが先に認証
要求を出すかは不明であるから通信装置としては両機能
を具備する。
の場合は図４に破線で示すように、鍵配送時に、乱数生
成部２７で乱数Ａ２が生成され、その乱数Ａ２に対し暗
号部２８で公開鍵αにより暗号化されＧ（α、Ａ２）と
されて送信される。共有鍵生成部ではＡ２とαから共有
鍵ＳＫが生成される。その他は通信装置ＳＴＡ１と同様
である。通信装置ＳＴＡ１，ＳＴＡ２は何れが先に認証
要求を出すかは不明であるから通信装置としては両機能
を具備する。
【００３５】図１乃至図４において共有鍵ＳＫの生成後
は、その共有鍵ＳＫにより全ての送信情報と暗号化して
送信し、受信情報をＳＫで復号すると述べたが、前記相
互認証処理、つまり図１、図２に対する説明中の，
においては共有鍵ＳＫにより暗号化を行うことなく相互
認証を行ってもよい。
は、その共有鍵ＳＫにより全ての送信情報と暗号化して
送信し、受信情報をＳＫで復号すると述べたが、前記相
互認証処理、つまり図１、図２に対する説明中の，
においては共有鍵ＳＫにより暗号化を行うことなく相互
認証を行ってもよい。
【００３６】
【発明の効果】この発明を実施すると、証明書の送信者
が、証明書に記載されている公開鍵と対応する秘密鍵を
知っていることの証明が行えるのと同時に、不正な第三
者によるMan in the middle 攻撃の防止を、２−ｐａｔ
ｈのメッセージ交換によって行うことができる。
が、証明書に記載されている公開鍵と対応する秘密鍵を
知っていることの証明が行えるのと同時に、不正な第三
者によるMan in the middle 攻撃の防止を、２−ｐａｔ
ｈのメッセージ交換によって行うことができる。
【００３７】この発明の実施形態１（図１）において、
不正な第三者ＳＴＡ３がMan in themiddle 攻撃を試み
ている状況を図５に示す。不正通信装置ＳＴＡ３は通信
装置ＳＴＡ２に対しては通信装置ＳＴＡ１になりすま
し、通信装置ＳＴＡ１に対しては通信装置ＳＴＡ２にな
りすますために、通信装置ＳＴＡ１からのメッセージを
中継して通信装置ＳＴＡ２に送り、通信装置ＳＴＡ２か
らのメッセージを中継して通信装置ＳＴＡ１に送る。
不正な第三者ＳＴＡ３がMan in themiddle 攻撃を試み
ている状況を図５に示す。不正通信装置ＳＴＡ３は通信
装置ＳＴＡ２に対しては通信装置ＳＴＡ１になりすま
し、通信装置ＳＴＡ１に対しては通信装置ＳＴＡ２にな
りすますために、通信装置ＳＴＡ１からのメッセージを
中継して通信装置ＳＴＡ２に送り、通信装置ＳＴＡ２か
らのメッセージを中継して通信装置ＳＴＡ１に送る。
【００３８】この発明手順において、なりすましを実行
するために、不正通信装置ＳＴＡ３は以下の、、
、を行うことが必要である。鍵の共有のためのシー
ケンスの１番目と２番目のメッセージにおいては： 通信装置ＳＴＡ１にはＦ（Ａ２）の代わりに自分で発
生した乱数Ａ３から関数Ｈによって算出されるＨ（Ａ
３）を送る。 通信装置ＳＴＡ２にはＦ（Ａ２）の代わりに自分で発
生した乱数Ａ４から数Ｉによって算出されるＩ（Ａ４）
を送る。
するために、不正通信装置ＳＴＡ３は以下の、、
、を行うことが必要である。鍵の共有のためのシー
ケンスの１番目と２番目のメッセージにおいては： 通信装置ＳＴＡ１にはＦ（Ａ２）の代わりに自分で発
生した乱数Ａ３から関数Ｈによって算出されるＨ（Ａ
３）を送る。 通信装置ＳＴＡ２にはＦ（Ａ２）の代わりに自分で発
生した乱数Ａ４から数Ｉによって算出されるＩ（Ａ４）
を送る。
【００３９】なおとを行わないで、Ｆ（Ａ１）を通
信装置ＳＴＡ２に、Ｇ（Ａ２）を通信装置ＳＴＡ１に単
に中継すると、通信装置ＳＴＡ１とＳＴＡ２は不正通信
装置ＳＴＡ３には知りえない秘密鍵ＳＫを共有出来るこ
とになり、不正通信装置ＳＴＡ３が通信装置ＳＴＡ１、
ＳＴＡ２なりすますことができない。認証の１−ｐａｔ
ｈ目のシーケンスの３番目と４番目のメッセージにおい
ては： 不正通信装置ＳＴＡ３は通信装置ＳＴＡ２が送信した
Ｇ（Ａ２）に対して、通信装置ＳＴＡ１のデジタル署名
用鍵Ｋ１を用いてデジタル署名（Ｓｉｇｌ）して通信装
置ＳＴＡ２に、Ｋ１に対応する公開鍵ＰＫ１の証明書と
ともに送る。 不正通信装置ＳＴＡ３は通信装置ＳＴＡ１が発生した
Ｆ（Ａ１）に対して、通信装置ＳＴＡ２のデジタル署名
用鍵Ｋ２を用いてデジタル署名（Ｓｉｇ２）して通信装
置ＳＴＡ１にＫ２に対応する公開鍵ＰＫ２の証明書とと
もに送る。
信装置ＳＴＡ２に、Ｇ（Ａ２）を通信装置ＳＴＡ１に単
に中継すると、通信装置ＳＴＡ１とＳＴＡ２は不正通信
装置ＳＴＡ３には知りえない秘密鍵ＳＫを共有出来るこ
とになり、不正通信装置ＳＴＡ３が通信装置ＳＴＡ１、
ＳＴＡ２なりすますことができない。認証の１−ｐａｔ
ｈ目のシーケンスの３番目と４番目のメッセージにおい
ては： 不正通信装置ＳＴＡ３は通信装置ＳＴＡ２が送信した
Ｇ（Ａ２）に対して、通信装置ＳＴＡ１のデジタル署名
用鍵Ｋ１を用いてデジタル署名（Ｓｉｇｌ）して通信装
置ＳＴＡ２に、Ｋ１に対応する公開鍵ＰＫ１の証明書と
ともに送る。 不正通信装置ＳＴＡ３は通信装置ＳＴＡ１が発生した
Ｆ（Ａ１）に対して、通信装置ＳＴＡ２のデジタル署名
用鍵Ｋ２を用いてデジタル署名（Ｓｉｇ２）して通信装
置ＳＴＡ１にＫ２に対応する公開鍵ＰＫ２の証明書とと
もに送る。
【００４０】しかしながら、 （１）不正通信装置ＳＴＡ３は証明書に記載されたデジ
タル署名用鍵Ｋ１，Ｋ２を知らない （２）通信装置ＳＴＡ１のところには、Ｆ（Ａ２）は届
かない （３）通信装置ＳＴＡ２のところにはＦ（Ａ１）は届か
ない ため、不正通信装置ＳＴＡ３にはＳｉｇｌ、Ｓｉｇ２を
正しく偽造して送信することは不可能である。
タル署名用鍵Ｋ１，Ｋ２を知らない （２）通信装置ＳＴＡ１のところには、Ｆ（Ａ２）は届
かない （３）通信装置ＳＴＡ２のところにはＦ（Ａ１）は届か
ない ため、不正通信装置ＳＴＡ３にはＳｉｇｌ、Ｓｉｇ２を
正しく偽造して送信することは不可能である。
【００４１】次に、この発明の実施形態２（図２）にお
いて、不正な第三者ＳＴＡ３がManin the middle 攻撃
を試みている状況を図６に示す。この状況において、不
正通信装置ＳＴＡ３が、通信装置ＳＴＡ１，ＳＴＡ２に
なりすますためには、鍵配送のために送受した、乱数Ａ
２，Ａ３の通信装置ＳＴＡ１、ＳＴＡ３の公開鍵による
署名Ｓ３、Ｓ２を、通信装置ＳＴＡ１，ＳＴＡ２の秘密
鍵Ｋ１，Ｋ２を用いて署名できることが必要であるが、
不正通信装置ＳＴＡ３はＫ１，Ｋ２を知らないので、こ
れは不可能である。
いて、不正な第三者ＳＴＡ３がManin the middle 攻撃
を試みている状況を図６に示す。この状況において、不
正通信装置ＳＴＡ３が、通信装置ＳＴＡ１，ＳＴＡ２に
なりすますためには、鍵配送のために送受した、乱数Ａ
２，Ａ３の通信装置ＳＴＡ１、ＳＴＡ３の公開鍵による
署名Ｓ３、Ｓ２を、通信装置ＳＴＡ１，ＳＴＡ２の秘密
鍵Ｋ１，Ｋ２を用いて署名できることが必要であるが、
不正通信装置ＳＴＡ３はＫ１，Ｋ２を知らないので、こ
れは不可能である。
【００４２】上記により、この発明がMan in the middl
e 攻撃に対して有効であることが示せた。また、この発
明は共有鍵による暗号通信が前提であって、その共有鍵
の配送処理において利用した情報を相互認証に用いるた
め、メッセージの送信回数は２回で済み、効率的に認証
を行うことができる。
e 攻撃に対して有効であることが示せた。また、この発
明は共有鍵による暗号通信が前提であって、その共有鍵
の配送処理において利用した情報を相互認証に用いるた
め、メッセージの送信回数は２回で済み、効率的に認証
を行うことができる。
【図１】この発明の実施例の認証プロトコルのシーケン
スと不正な第三者ＳＴＡ３がReplay攻撃を試みている状
況を示す図。
スと不正な第三者ＳＴＡ３がReplay攻撃を試みている状
況を示す図。
【図２】この発明を実施例２の認証プロトコルのシーケ
ンスを示す図。
ンスを示す図。
【図３】実施例１の通信装置の機能構成例を示すブロッ
ク図。
ク図。
【図４】実施例２の通信装置の機能構成例を示すブロッ
ク図。
ク図。
【図５】請求項１において、不正な第三者ＳＴＡ３がMa
n in the middle 攻撃を試みている状況を示す図。
n in the middle 攻撃を試みている状況を示す図。
【図６】本発明請求項４において、不正な第三者ＳＴＡ
３がMan in the middle 攻撃を試みている状況を示す
図。
３がMan in the middle 攻撃を試みている状況を示す
図。
【図７】ＡはTwo Pass Authentication の概要を示す
図、ＢはThree Pass Authentication の概要を示す図で
ある。
図、ＢはThree Pass Authentication の概要を示す図で
ある。
【図８】ＡはMan in the middle 攻撃を概要を示す図、
ＢはReplay攻撃の概要を示す図である。
ＢはReplay攻撃の概要を示す図である。
フロントページの続き (56)参考文献 特開 平５−344117（ＪＰ，Ａ) 特開 平４−297156（ＪＰ，Ａ) 太田和夫，ＲＳＡ暗号を利用したＩＤ に基づく認証方式，昭和63年電子情報通 信学会秋季全国大会講演論文集，日本, 1988年８月15日，基礎・境界［分冊Ａ− １］，Ａ−１−91 (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) H04L 9/32 H04L 9/08 G09C 1/00 640
Claims (7)
- 【請求項１】 ２台の通信装置ＳＴＡ１、ＳＴＡ２の一
方の通信装置ＳＴＡ１が乱数Ａ１を発生し、関数Ｆによ
って、Ｆ（Ａ１）を算出してＦ（Ａ１）を他方の通信装
置ＳＴＡ２に送信し、 通信装置ＳＴＡ２が乱数Ａ２を発生し、関数Ｇによっ
て、Ｇ（Ａ２）を算出してＧ（Ａ２）を通信装置ＳＴＡ
１に送信し、 通信装置ＳＴＡ１は乱数Ａ１と、受信したＧ（Ａ２）か
ら秘密鍵ＳＫを生成し、 通信装置ＳＴＡ２は乱数Ａ２と、受信したＦ（Ａ１）か
ら秘密鍵ＳＫを生成し、 共有した秘密鍵ＳＫを用いた暗号通信を行う通信システ
ムにおける相互認証方法において、 通信装置ＳＴＡ１は、 通信装置ＳＴＡ１のデジタル署名用鍵Ｋ１に対応する
公開鍵ＰＫ１ 認証局によるＰＫ１へのデジタル署名Ｂ１（以下、公
開情報ＰＩと、認証局によるＰＩに対するデジタル署名
の組のことを、ＰＩの証明書と呼ぶ。とはＳＴＡ１
の公開鍵ＰＫ１の証明書Ｓ１である。） Ｇ（Ａ２）の通信装置ＳＴＡ１の署名用鍵Ｋ１による
デジタル署名Ｃ１ を通信装置ＳＴＡ２に送信し、 通信装置ＳＴＡ２は 通信装置ＳＴＡ２のデジタル署名用鍵Ｋ２に対応する
公開鍵ＰＫ２の証明書Ｓ２ Ｆ（Ａ１）の通信装置ＳＴＡ２の署名用鍵Ｋ２による
デジタル署名Ｃ２ を通信装置ＳＴＡ１に送信し、通信装置ＳＴＡ１、ＳＴ
Ａ２でそれぞれ受信した証明書とデジタル署名の検証を
行うことを特徴とする相互認証方法。 - 【請求項２】 上記Ｇ（Ａ２）の署名用鍵Ｋ１によるデ
ジタル署名Ｃ１は、Ｇ（Ａ２）を変数とする関数Ｈ（Ｇ
Ａ２）に対するＫ１によるデジタル署名であり、 上記Ｆ（Ａ１）の署名用鍵Ｋ２によるデジタル署名Ｃ２
は、Ｆ（Ａ１）を変数とする関数Ｉ（Ｆ（Ａ１））に対
するＫ２によるデジタル署名であることを特徴とする請
求項１記載の相互認証方法。 - 【請求項３】 上記関数Ｈの変数として、上記乱数Ａ１
を含み、上記関数Ｉの変数として上記乱数Ａ２を含むこ
とを特徴とする請求項２記載の相互認証方法。 - 【請求項４】 ２台の通信装置ＳＴＡ１、ＳＴＡ２の一
方の通信装置ＳＴＡ１が公開鍵αを他方の通信装置ＳＴ
Ａ２に送信し、 通信装置ＳＴＡ２が乱数Ａ２を発生し、関数Ｇによっ
て、Ｇ（α、Ａ２）を算出してＧ（α、Ａ２）を通信装
置ＳＴＡ１に送信し、 通信装置ＳＴＡ１は、Ｇ（α、Ａ２）から秘密鍵ＳＫを
生成し、通信装置ＳＴＡ２はＡ２から秘密鍵ＳＫを生成
し、 共有した秘密鍵ＳＫを用いた暗号通信を行う通信システ
ムにおける相互認証方法において、 通信装置ＳＴＡ１は乱数Ａ１を発生し、 通信装置ＳＴＡ１のデジタル署名用鍵Ｋ１に対応する
公開鍵ＰＫ１の証明書Ｓ１ （Ａ１，Ｇ（α、Ａ２））の通信装置ＳＴＡ１の署名
用鍵Ｋ１によるデジタル署名Ｃ１ 乱数Ａ１ を通信装置ＳＴＡ２に送信し、 通信装置ＳＴＡ２は 通信装置ＳＴＡ２のデジタル署名用鍵Ｋ２に対応する
公開鍵ＰＫ２の証明書Ｓ２ 関数Ｉを用いて算出される（Ａ１，Ｇ（α、Ａ２））
の通信装置ＳＴＡ２の署名用鍵Ｋ２によるデジタル署名
Ｃ２ を通信装置ＳＴＡ１に送信し、通信装置ＳＴＡ１、ＳＴ
Ａ２でそれぞれ受信した証明書とデジタル署名の検証を
行うことを特徴とする相互認証方法。 - 【請求項５】 上記（Ａ１，Ｇ（α、Ａ２））に対する
署名用鍵Ｋ１によるデジタル署名Ｃ１は、（Ａ１，Ｇ
（α、Ａ２））を変数とする関数Ｈ（Ａ１，Ｇ（α、Ａ
２））に対するＫ１による署名であり、 上記（Ａ１，Ｇ（α、Ａ２））に対する署名用鍵Ｋ２に
よるデジタル署名Ｃ２は、（Ａ１，Ｇ（α、Ａ２））を
変数とする関数Ｉ（Ａ１，Ｇ（α、Ａ２））に対するＫ
２による署名であることを特徴とする請求項４記載の相
互認証方法。 - 【請求項６】 乱数Ａｎ、共有秘密鍵ＳＫ、認証用公開
鍵ＰＫｎの認証局の証明書、公開鍵ＰＫｎと対応する署
名用秘密鍵Ｋｎ、相手通信装置から共有鍵配送時に受信
した鍵配送用関数値Ｇ（Ａｉ）を記憶する記憶手段と、 上記乱数Ａｎを生成する乱数生成手段と、 上記乱数Ａｎを変数とする関数演算を行う鍵配送用演算
手段と、 相手通信装置からの鍵配送用関数値Ｇ（Ａｉ）と乱数Ａ
ｎとを用いて上記共有の秘密鍵ＳＫを生成する共有鍵生
成手段と、 上記鍵配送用関数値Ｇ（Ａｉ）に対し上記署名用秘密鍵
Ｋｎによるデジタル署名Ｃｎを生成する署名手段と、 相手通信装置からの公開鍵ＰＫｉに対する証明書からそ
の公開鍵ＰＫｉの正当性を確認する公開鍵確認手段と、 上記相手通信装置からの鍵配送用関数値Ｇ（Ａｎ）に対
する署名Ｃｉを上記公開鍵ＰＫｉで検証する署名検証手
段と、 上記公開鍵確認手段の確認結果と、上記署名検証手段の
検証結果とから相互認証に対する検証結果を生成する手
段と、 上記鍵配送用演算手段の演算結果Ｆ（Ａｎ）、上記署名
Ｃｎおよび上記公開鍵ＰＫｎの証明書、上記認証結果を
上記相手通信装置へ送信する送信手段と、 外部からの情報を受信する受信手段と、 上記各手段を制御し、順次処理を実行させる制御手段と
を具備する相互認証用通信装置。 - 【請求項７】 鍵配送用公開鍵及び秘密鍵、相手通信装
置からの暗号関数値Ｇ（α、Ａｉ）と乱数Ａｎ、共有秘
密鍵ＳＫ、認証用公開鍵ＰＫｎの証明書Ｓｎ、そのＰＫ
ｎと対応する署名用秘密鍵Ｋｎを記憶する記憶手段と、 鍵配送用乱数Ａｎを生成する乱数生成手段と、 相手通信装置からの公開鍵βにより上記乱数Ａｎを暗号
化して暗号関数値Ｇ（β、Ａｎ）を得る暗号手段と、 相手通信装置からの暗号関数値Ｓｉ＝Ｇ（α、Ａｉ）と
上記鍵配送用公開鍵αとを入力して、上記共有鍵ＳＫを
生成する共有鍵生成手段と、 認証用乱数Ａｎ′を生成する乱数生成手段と、 上記認証用乱数Ａｎ′と、上記相手通信装置からの暗号
関数値Ｓｉに対する上記署名用秘密鍵Ｋｎによりデジタ
ル署名Ｃｎを生成する署名手段と、 相手通信装置からの公開鍵ＰＫｉに対する証明書からそ
の公開鍵ＰＫｉの正当性を確認する公開鍵確認手段と、 上記相手通信装置からの暗号関数値Ｇ（α、Ａｉ）と乱
数Ａｎ′に対する署名Ｃｉを上記公開鍵ＰＫｉで検証す
る署名検証手段と、 上記公開鍵確認手段の確認結果と、上記署名検証手段の
検証結果とから相互認証に対する検証結果を生成する手
段と、 上記鍵配送用公開鍵α、上記暗号関数値Ｇ（β、Ａ
ｎ）、上記証明書Ｓｎ及び署名Ｃｎ、上記相互認証検証
結果を相手通信装置に送信する送信手段と、 外部からの情報を受信する受信手段と、 上記各手段を制御し、順次処理を実行させる制御手段と
を具備する相互認証用通信装置。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP35715897A JP3253060B2 (ja) | 1997-12-25 | 1997-12-25 | 相互認証方法及びその装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP35715897A JP3253060B2 (ja) | 1997-12-25 | 1997-12-25 | 相互認証方法及びその装置 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH11191761A JPH11191761A (ja) | 1999-07-13 |
| JP3253060B2 true JP3253060B2 (ja) | 2002-02-04 |
Family
ID=18452686
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP35715897A Expired - Lifetime JP3253060B2 (ja) | 1997-12-25 | 1997-12-25 | 相互認証方法及びその装置 |
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| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP3253060B2 (ja) |
Families Citing this family (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| KR100363253B1 (ko) * | 2000-01-07 | 2002-11-30 | 삼성전자 주식회사 | 통신에서 비밀키를 생성하는 방법 및 그 장치 |
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-
1997
- 1997-12-25 JP JP35715897A patent/JP3253060B2/ja not_active Expired - Lifetime
Non-Patent Citations (1)
| Title |
|---|
| 太田和夫，ＲＳＡ暗号を利用したＩＤに基づく認証方式，昭和６３年電子情報通信学会秋季全国大会講演論文集，日本，１９８８年８月１５日，基礎・境界［分冊Ａ−１］，Ａ−１−９１ |
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|---|---|
| JPH11191761A (ja) | 1999-07-13 |
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