JP3493688B2 - 通信装置と方法、通信管理装置と方法、並びに公開鍵暗号処理システムと方法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は公開鍵暗号（Public-key
encryption ）処理システムに関するものである。特
に、本発明は公開鍵暗号を用いて秘密通信や認証を行う
大規模分散コンピュータ通信システムにおいて、公開鍵
のデータベースを分散管理する際に、通信先の公開鍵を
知っているデータベースと直接公開鍵を交換することに
よってシステム内で信頼するべきマシン（コンピュー
タ）の交換数を減らすことが可能な公開鍵暗号処理シス
テムに関する。

【０００２】

【従来の技術】たとえば、非常に多数、例えば１億台も
のコンピュータを含むような世界規模のコンピュータネ
ットワークシステムにおいて、各コンピュータは、シス
テム内の他のコンピュータに通信文を送ることが可能な
ようにすることが試みられている。このような大規模コ
ンピュータネットワークシステムにおいては、コンピュ
ータとしては据え置き型のほか、移動可能なものも含ま
れており、コンピュータが移動しても通信文が相手のコ
ンピュータに正確に到着するようにされている必要があ
る。このようなコンピュータネットワークシステムの各
通信路では、通信文の送信者と受信者以外の者に通信内
容を読み取られたり、通信内容を改変されたりする可能
性がある。このような大規模分散コンピュータシステム
は移動するオブジェクトやホストを含むため、実際の位
置に応じて通信相手を信頼できる程度が変化する。

【０００３】機密情報を通信するシステムにおいては、
通信の秘密性(secrecy）と真正性(authenticity)を保証
することが不可欠である。これまで通信の秘密性と真正
性を保証する種々の暗号化方法と復号方法とが提案され
ている。たとえば、公開鍵暗号方式は、暗号化に使う鍵
（公開鍵）と解読に使う鍵（秘密鍵）を異なるものと
し、公開鍵から秘密鍵を推測し難くした暗号処理方式で
ある。公開鍵暗号方式においては、公開鍵暗号方式を適
用するそれぞれの各ユーザは固有の公開鍵と秘密鍵を持
ち、二人のユーザは互いに相手の公開鍵を知るだけで秘
密通信ができる。また逆に、秘密鍵を用いて変換した暗
号文は、対応する公開鍵で読むことができる、そのユー
ザだけの作れる通信文となるため、ユーザの認証（本人
確認）に使うこともできる。従って、公開鍵暗号を使っ
て秘密通信や認証を行うには、ユーザの公開鍵の登録さ
れた信頼できるデータベースがあればよい。そのため、
データベース用の公開鍵を各ユーザにあらかじめ知らせ
ておき、データベースからの情報は対応する秘密鍵で変
換して送るようにする。

【０００４】大規模コンピュータネットワーク通信シス
テムの場合、データベースの規模やアクセスの集中など
の問題から、分散管理する必要がある。公開鍵を分散管
理するシステムの例が、下記の文献に述べられている。 文献１：Butler Lampson, Martin Abadi, Michael Burr
ows, and Edward Wobber、“Authentication in Distri
buted Systems: Theory and Practice“、Proceedings
of the 13th ACM Symposium on Operating System Prin
ciples，October 1991． この文献に記載されているシステムでは、データベース
は木構造状につながっており、公開鍵のデータベース自
身の公開鍵は隣接するデータベースに含まれている。通
信しようとする者が直接交信できるデータベースに通信
相手の公開鍵がない場合、隣接するデータベースの公開
鍵を順に得ていくことを、通信相手の公開鍵が含まれて
いるデータベースに達するまで続ける。この場合、各デ
ータベースは一つ向こうのデータベースの公開鍵を正し
く教えると仮定している。仮定を減らしたい場合、木構
造以外の接続（cross link）数を増やす。

【０００５】また、共有鍵暗号をもとにした方法が下記
文献に提案されている。 文献２：R. M. Needham and M. D. Schroeder: “Usin
g Encryption for Authentication in Large Network o
f Computers“, Communications of the ACM,Vol.21,N
o.12(1978),pp.993-999. このNeedham らの方法では、一つ、あるいは相互に信頼
し合える認証サーバに各ホストとの共有鍵のデータベー
スを置く。そして、認証サーバは、要求があるごとにホ
ストの対の間の通信のための共有鍵（セッションキー）
を発行する。

【０００６】さらに、 文献３：Jennifer G.Steiner,Clifford Neuman, and Je
ffery I. Schiller:Kerberos: “An Authentication S
ervice for Open Network Systems“, USENIXWinter Co
nference, USENIX Association, February 1988. に提案したKerberosの方法はそのようなシステムの一例
である。Kerborosシステムでも、認証の領域を複数用意
し、他の領域に行くときにはそこの認証サーバのチケッ
トをもらうようにすることができる。

【０００７】可搬型コンピュータの認証には、常に認証
サーバにアクセスできるとは限らないという問題があ
り、これに関しては下記文献に記載がある。 文献４：岩井 三剛、村田 賢一、所 真理雄: 「可搬
型計算機環境におけるホスト認証」、日本ソフトウェア
科学会第９回大会予稿集、September 1992. この文献に記載の方法では、通信する可能性のあるホス
トコンピュータとの共有鍵を暗号化したものをホストコ
ンピュータが持ち、時々更新することで対処している。

【０００８】さらに上記文献１において、Lampson らは
公開鍵暗号に基づいて認証を提案している。このLampso
n らの方法は公開鍵暗号に基づいた認証を用いており、
必要なのは単なる公開鍵のデータベースである。データ
ベースは分散されており、データベース自身もその公開
鍵によって認証される。

【０００９】

【発明が解決しようとする課題】大規模分散コンピュー
タネットワークシステムの場合、そのシステム内の通信
を行う全ホストコンピュータの鍵を集中管理するのは記
憶容量的にもトラフィック的にも不可能であり、分散管
理が必要である。また、公開鍵暗号を使うとしても、秘
密鍵の安全性の問題から、各鍵データベースのための鍵
は、異なるものとしなければならない。つまり、鍵デー
タベースの鍵の配送の問題が生じ、どの鍵データベース
をどのように信用して用いたかが問題となる。文献１に
示したLampson らの方法は、この問題を形式的に取り扱
っているが、通信を行うホストコンピュータの移動は考
慮していない。つまり、最近の移動可能な通信装置の進
展に応じて、携帯性にすぐれたコンピュータを用いた通
信装置をそのような大規模な通信システムに接続して一
時的に通信システムに組み入れたり、外したりする運用
が試みられており、そのような運用に公開鍵暗号を適用
する場合に、公開鍵を入手するのに多大の経路を辿るこ
とは得策ではない。しかしながら、従来の方式において
は、マシン（ここでは、通信を行うコンピュータ）の移
動については考慮されていない。

【００１０】また、上述した大規模分散通信システムに
おける公開鍵暗号処理においては、公開鍵を入手するま
でに多大の経路をたどる場合がしばしば発生し、信頼す
る鍵を伝達するべきマシン（ここでは、正しい情報を教
えると仮定したデータベース）の数を減らすには、新た
な接続を増やさなければならない。特に、地球規模の大
規模なコンピュータ通信システムにおいて公開鍵暗号方
式を適用する場合、公開鍵を正当に入手するまでに多大
の経路をたどることになり、その経路において、信頼す
べきマシンが多大になることは機密性および真正性の観
点から好ましくない。これを改善するため、経路を少な
くするように新たな接続を増加することは設備を変更す
るなどの観点から好ましくなく、現実的でもない。

【００１１】

【課題を解決するための手段】本発明では、このような
環境で最大限の信頼性を実現するために、新たな接続を
設けずに、ホストコンピュータの移動先で直接公開鍵を
交換することで、通信において信頼できると仮定しなけ
ればならないホストコンピュータの数をなるべく少なく
するようにする。

【００１２】 したがって、本発明によれば、公開鍵を
用いて暗号通信を行う通信装置であって、自己の公開鍵
と該公開鍵に対応する秘密鍵を記憶し、公開鍵を知った
他の通信装置の名称とその公開鍵、および、その公開鍵
を知るために信頼し、通信した通信装置の名称を記憶す
る手段を有し、当該通信装置は、上位装置に管理される
ある一のグループに属し、前記上位装置は、公開鍵を用
いて暗号通信を行う通信装置が使用する公開鍵を認証管
理し、当該認証管理する通信装置の名称とその公開鍵と
を記憶手段に記憶し、さらに自己の公開鍵とそれに対応
する秘密鍵を記憶手段に記憶し、公開鍵を知った前記通
信装置の名称とその公開鍵、および、その公開鍵を知る
ために信頼し、通信した通信装置の名称を記憶手段に記
憶し、当該上位装置が管理する通信装置と通信可能な他
の上位装置を記憶手段に登録し、一のグループに属する
一の通信装置が他のグループに属する他の通信装置と通
信する場合であって、前記一の通信装置の記憶手段に他
の通信装置の公開鍵を記憶していない場合には、前記一
の通信装置は、前記一の通信装置が属する一のグループ
の上位装置、前記他の通信装置が属する他のグループの
上位装置を順に検索して前記他の通信装置の公開鍵を入
手した後通信を行い、前記一の通信装置が前記他の通信
装置の公開鍵を、当該他の通信装置が属するグループ側
から直接的に入手したときには、入手した他の通信装置
の公開鍵により前記一の通信装置の記憶手段の内容を更
新して、前記一の通信装置は、前記上位装置を順に検索
することなく前記他の通信装置と通信を行う通信装置が
提供される。

【００１３】好適には、前記記憶手段に、当該通信装置
が属するグループ内の他の通信装置の公開鍵を事前に登
録し、かつ、登録したグループ内の他の通信装置につい
て信頼し、通信した通信装置が存在しないとして名称を
空にして記憶し、前記登録したグループ内の他の通信装
置と、事前に登録した公開鍵を用いて通信を行う。

【００１４】また、前記一の通信装置を前記一のグルー
プから他のグループに一時的に変更したとき、新たな他
のグループの上位装置の前記記憶手段に、前記他のグル
ープに変更した前記一の通信装置の名称および公開鍵が
登録される。

【００１５】 当該通信装置をあるグループに追加した
とき、その追加したグループの上位装置の記憶手段に、
該追加した通信装置の名称および公開鍵が登録される。

【００１６】 また、本発明によれば、通信装置間で公
開鍵を用いて暗号通信を行う通信方法であって、通信装
置は、自己の公開鍵と該公開鍵に対応する秘密鍵を記憶
手段に記憶し、公開鍵を知った他の通信装置の名称とそ
の公開鍵、および、その公開鍵を知るために信頼し、通
信した通信装置の名称を記憶手段に記憶し、当該通信装
置は、上位装置に管理されるある一のグループに属し、
前記上位装置は、公開鍵を用いて暗号通信を行う通信装
置が使用する公開鍵を認証管理し、当該認証管理する通
信装置の名称とその公開鍵とを記憶手段に記憶し、さら
に自己の公開鍵とそれに対応する秘密鍵を記憶手段に記
憶し、公開鍵を知った前記通信装置の名称とその公開
鍵、および、その公開鍵を知るために信頼し、通信した
通信装置の名称を記憶手段に記憶し、当該上位装置が管
理する通信装置と通信可能な他の上位装置を記憶手段に
登録し、一のグループに属する一の通信装置が他のグル
ープに属する他の通信装置と通信する場合であって、前
記一の通信装置の記憶手段に他の通信装置の公開鍵を記
憶していない場合には、前記一の通信装置は、前記一の
通信装置が属する一のグループの上位装置、前記他の通
信装置が属する他のグループの上位装置を順に検索して
前記他の通信装置の公開鍵を入手した後通信を行い、前
記一の通信装置が前記他の通信装置の公開鍵を、当該他
の通信装置が属するグループ側から直接的に入手したと
きには、入出した他の通信装置の公開鍵により前記一の
通信装置の記憶手段の内容を更新して、前記一の通信装
置は、前記上位装置を順に検索することなく前記他の通
信装置と通信を行う通信方法が提供される。

【００１７】 また、本発明によれば、自己の公開鍵と
該公開鍵に対応する秘密鍵を記憶手段に記憶し、公開鍵
を用いて暗号通信を行う通信装置が使用する公開鍵の認
証管理をグループ分け、かつ、階層化した木構造で行う
通信管理装置であって、前記認証管理する通信装置の名
称とその公開鍵とを記憶し、さらに自己の公開鍵とそれ
に対応する秘密鍵を記憶し、公開鍵を知った前記通信装
置の名称とその公開鍵、および、その公開鍵を知るため
に信頼し、通信した通信装置の名称を記憶する手段を有
し、管理する通信装置と通信可能な他の通信管理装置が
前記記憶手段に登録されており、所定の公開鍵の認証管
理グループに属する一の通信装置が、他の公開鍵の認証
管理グループに属する他の通信装置と通信する場合であ
って、前記他の通信装置の公開鍵を記憶していない場合
には、前記木構造を順に検索させて前記他の通信装置の
公開鍵を入手させ後通信を行わせ、前記一の通信装置が
前記他の通信装置の公開鍵を、当該他の通信装置が属す
るグループ側から直接的に入手した場合には、入手した
他の通信装置の公開鍵を更新して、前記一の通信装置
に、前記木構造を順に検索することなく前記他の通信装
置と通信を行わせる通信管理装置が提供される。

【００１８】また、通信装置の公開鍵を認証管理すべき
グループに他のグループに属する通信装置が一時的に変
更されたとき、変更された通信装置の名称および公開鍵
を前記記憶手段に登録する。

【００１９】または、通信装置の公開鍵を認証管理すべ
きグループに通信装置が追加されたとき、その通信装置
の名称および公開鍵を前記記憶手段に登録する。

【００２０】 また、本発明によれば、自己の公開鍵と
該公開鍵に対応する秘密鍵を記憶手段に記憶し、公開鍵
を用いて暗号通信を行う通信装置が使用する公開鍵の認
証管理をグループ分け、かつ、階層化した木構造で行う
通信管理方法であって、前記認証管理する通信装置の名
称とその公開鍵とを記憶手段に記憶し、さらに自己の公
開鍵とそれに対応する秘密鍵を記憶手段に記憶し、公開
鍵を知った前記通信装置の名称とその公開鍵、および、
その公開鍵を知るために信頼し、通信した通信装置の名
称を記憶手段に記憶し、管理する通信装置と通信可能な
他の通信管理装置を記憶手段に登録し、所定の公開鍵の
認証管理グループに属する一の通信装置が、他の公開鍵
の認証管理グループに属する他の通信装置と通信する場
合であって、前記他の通信装置の公開鍵を記憶していな
い場合には、前記木構造を順に検索させて前記他の通信
装置の公開鍵を入手させた後通信を行わせ、前記一の通
信装置が前記他の通信装置の公開鍵を、当該他の通信装
置が属するグループ側から直接的に入手した場合には、
入手した他の通信装置の公開鍵を更新して、前記一の通
信装置に、前記木構造を順に検索することなく前記他の
通信装置と通信を行わせる通信管理方法が提供される。

【００２１】 また、本発明によれば、公開鍵を用いて
通信装置相互で暗号通信を行う公開鍵暗号処理システム
であって、それぞれが自己の公開鍵と該公開鍵に対応す
る秘密鍵を記憶している複数の第１の通信装置と、前記
複数の第１の通信装置をグループ分けし、それぞれのグ
ループに属する前記第１の通信装置の名称とその公開鍵
とを記憶し、さらに自己の公開鍵とそれに対応する秘密
鍵を記憶し、そのグループに属する第１の通信装置の公
開鍵の認証を行う複数の第２の通信装置と、を有し、前
記第２の通信装置のそれぞれには、その通信装置と通信
可能な他の第２の通信装置が記憶手段に登録されてお
り、前記第１の通信装置および前記第２の通信装置のそ
れぞれに、公開鍵を知った前記第１または第２の通信装
置の名称とその公開鍵、および、その公開鍵を知るため
に信頼し、通信した通信装置の名称を記憶する手段を有
し、一のグループに属する一の第１の通信装置が他のグ
ループに属する他の第１の通信装置と通信する場合であ
って、前記他の第１の通信装置の公開鍵を記憶していな
い場合には、前記一の第１の通信装置は、前記一の第１
の通信装置が属する一のグループの第２の通信装置、前
記他の第１の通信装置が属する他のグループの第２の通
信装置を順に検索して前記他の第１の通信装置の公開鍵
を入手した後通信を行い、前記一の第１の通信装置が前
記他の第２の通信装置の公開鍵を、当該他の第１の通信
装置が属する他のグループ側から直接的に入手したとき
には、入手した他の第１の通信装置の公開鍵により前記
一の第１の通信装置の記憶手段の内容を更新して、前記
一の第１の通信装置は、前記第２の通信装置を順に検索
することなく前記他の第２の通信装置と通信を行う公開
鍵暗号処理システムが提供される。好適には、上記通信
装置には暗号コンピュータ通信を行うのに好適なコンピ
ュータを含む。

【００２２】好適には、前記第１の通信装置は、自己の
前記記憶手段に、その通信装置が属するグループ内の他
の第１の通信装置の公開鍵を事前に登録し、かつ、登録
した第１の通信装置について信頼し、通信した通信装置
が存在しないとして名称を空にして記憶し、該第１の通
信装置は前記登録した第１の通信装置と、事前に登録し
た公開鍵を用いて通信を行う。

【００２３】また、前記一の第１の通信装置を前記一の
グループから他のグループに一時的に変更したとき、新
たな他のグループの第２の通信装置の前記記憶手段に、
前記他のグループに変更した前記一の第１の通信装置の
名称および公開鍵を登録する。

【００２４】または、第１の通信装置をあるグループに
追加したとき、そのグループの第２の通信装置に、該追
加した第１の通信装置の名称および公開鍵を登録する。

【００２５】 また本発明によれば、複数の通信装置が
公開鍵を用いて暗号通信する公開鍵暗号処理方法であっ
て、前記通信装置が使用する公開鍵の認証管理をグルー
プ分け、かつ、階層化した木構造で行い、それぞれの通
信装置に自己の公開鍵とそれに対応する秘密鍵を記憶手
段に記憶し、前記階層の上位の通信装置において、自己
の公開鍵とその秘密鍵に加えて、そのグループに属する
下位の通信装置の名称とその公開鍵とを記憶手段に記憶
し、前記上位および下位の通信装置のそれぞれは、公開
鍵を知った通信装置の名称とその公開鍵、および、その
公開鍵を知るために信頼し、通信した通信装置の名称を
記憶手段に記憶し、他の通信装置の公開鍵を入手したと
き更新し、所定の公開鍵の認証管理グループに属する一
の通信装置が、他の公開鍵の認証管理グループに属する
他の通信装置と通信する場合であって、前記他の通信装
置の公開鍵を記憶していない場合には、前記木構造を順
に検索して前記他の通信装置の公開鍵を入手した後通信
を行い、前記一の通信装置が前記他の通信装置の公開鍵
を、当該他の通信装置が属するグループ側から直接的に
入手した場合には、入手した他の通信装置の公開鍵を更
新して、前記一の通信装置は、前記木構造を順に検索す
ることなく前記他の通信装置と通信を行う公開鍵暗号処
理方法が提供される。

【００２６】

【作用】信用しなければならない通信装置（コンピュー
タ）の数を減らすには、通信を行う通信装置の近くに通
信を行おうとする通信装置を持っていき、通信相手の公
開鍵を登録し、認証（識別）を行う通信装置を経由せ
ず、直接、相手の通信装置と通信を行う。つまり、大規
模通信システムにおいても、小規模通信システムと同様
に、直接、公開鍵をやりとりして、認証に関与する通信
装置の数を減らして、暗号通信を行う。そのため、それ
ぞれの通信装置に上述した記憶手段を設ける。

【００２７】特に、携帯型通信装置の場合、その通信装
置の属するグループが頻繁に変更になる。その変更に応
じて上記記憶手段の内容を変更し、好適には、新たに属
するグループ内の通信を行う相手の通信装置の公開鍵を
事前に登録して、その相手と直接、暗号通信を行う。こ
の場合、認証に関与する通信装置は介在せず、機密性
か，真正性の高い通信が可能となる。

【００２８】勿論、大規模通信システムにおいても、そ
れぞれの通信装置はどこの通信装置に対しても通信文を
送ることができる。この場合、公開鍵の管理をグループ
化し、階層化した木構造をとることにより、本発明によ
る信頼性の高い公開鍵暗号処理が適用できる。

【００２９】

【実施例】本発明の公開鍵暗号処理システムについて述
べる。大規模分散コンピュータ通信システムにおいて
は、移動するオブジェクトやホストコンピュータを含む
ため、ホストコンピュータの実際の位置に応じて通信相
手を信頼できる度合いが変化する。信用しなければなら
ないホストコンピュータを少なくするためには、ホスト
コンピュータをその場に持って行って直接通信するのが
確実である。遠くのホストコンピュータを知るにはいく
つかのホストコンピュータを介するしかないわけで、認
証（識別）においてもそれを信用しなければならないの
は当然である。つまり、確実性を求めるならば、ホスト
コンピュータの移動を積極的に利用して、信用するべき
ホストコンピュータを減らせばよい。本発明では、従来
問題となっていたホストコンピュータの移動を利用し
て、秘密通信や認証をなるべく少ないホストコンピュー
タを信用して通信する。本発明は、公開鍵データベース
の管理に「階層相対名前付け法の構造」を用いている。
階層相対名前付け法はマシンの移動に対応した名前付け
法であり、本発明の公開鍵暗号処理システムの実施例と
して、移動可能なマシンを含む秘密通信・認証システム
を例示する。

【００３０】まず、マイグレーションがない場合（ホス
トコンピュータの移動がない場合）の階層鍵管理方法に
ついて述べる。認証のためには相手を特定する必要があ
り、それは識別コードまたは名前（ＩＤ）で表される。
本発明においては、大規模分散システムに適したオブジ
ェクトの名前付けとアドレシングの方法である、階層相
対名前付け法をすでに下記文献に提案している。文献
５：藤波 順久、横手 靖彦: 「大規模分散システムに
おけるオブジェクトの名前づけ」、コンピュータソフト
ウェア、Vol.10，No.3(1993),pp.37-47.この方法は、可
搬型ホストコンピュータを含み、集中管理が不可能なほ
ど大規模な分散コンピュータ通信システムにおいて、識
別可能性、移動透過性、拡張性、高効率、可用性・耐故
障性を持つオブジェクトの名前づけ法である。

【００３１】この方式では、仮定として、システムは論
理的に階層構造をなしており、局所的名前空間を持って
いるとしている。大規模分散コンピュータ通信システム
内のオブジェクトには、それが生成された名前空間（以
下、「本籍」という）と現在いる名前空間（以下、「現
住所」という）という概念がある。名前空間（のマネー
ジャ）であるオブジェクトは、現在そこにいるオブジェ
クトと直接通信可能であるとする。通常、ホストコンピ
ュータは一つの名前空間とそこにいるオブジェクトに対
応しているため、ホストコンピュータの移動は名前空間
の移動として手順が作られている。本発明でも、同様の
仮定を用いて、階層鍵管理を行う。

【００３２】図１に示したように、各ホストコンピュー
タ（通信装置）Ａは自分の秘密鍵Ｋ_A ^-1を保持してお
り、本籍のマネージャ（通信管理装置）Ｍの公開鍵Ｋ_M
を知っている。また、本籍のマネージャＭはそれに属す
る全ホストコンピュータの公開鍵のデータベースを持
ち、また、自分の秘密鍵Ｋ_M ^-1を保持している。同じ本
籍を持つホストコンピュータが通信している限り、鍵管
理は単純である。すなわち、マネージャＭは識別コード
（または名前）ＩＤ（Identification）で指定されたホ
ストコンピュータの公開鍵をマネージャＭの秘密鍵でサ
インして返す。各ホストコンピュータはマネージャＭの
公開鍵を知っているので、公開鍵を取り出して相手ホス
トコンピュータを認証したり、秘密メッセージを送った
りできる。ホストコンピュータが異なるマネージャに属
している場合には、いくつかのマネージャを順にたどっ
ていって順番に公開鍵を得る必要がある。例えば、図１
に示したホストコンピュータＡからホストコンピュータ
Ｄに秘密のメッセージを送るためにホストコンピュータ
Ｄの公開鍵を得たいとする。もしホストコンピュータＡ
が直接マネージャＴから公開鍵Ｋ_D を送ってもらったと
すると、これは認証されないので、間違った公開鍵が送
られてきた可能性がある。

【００３３】そこで、下記手順、 （１）ホストコンピュータＡはマネージャＳから鍵Ｋ_S
^-1（Ｋ_R ) を送ってらい、鍵Ｋ_S を使って読む、 （２）ホストコンピュータＡはマネージャＲから鍵Ｋ_R
^-1（Ｋ_T ) を送ってもらい、鍵Ｋ_R を使って読む、 （３）ホストコンピュータＡはマネージャＴから鍵Ｋ_T
^-1（Ｋ_D ) を送ってもらい、鍵Ｋ_T を使って読む、を経
れば、安全に公開鍵Ｋ_D を得ることができる。

【００３４】ここで、各マネージャは「一つ向こうの」
公開鍵を正しく教えると仮定している。つまり、 （ａ）ホストコンピュータＡは、「鍵Ｋ_S で読むと、ホ
ストコンピュータＡ以外のマネージャＳに隣接するホス
トコンピュータが言ったことになっている命題」を、そ
のホストコンピュータが本当に言ったと信じる。 （ｂ）マネージャＳは、「鍵Ｋ_R で読むと、マネージャ
Ｓ以外のマネージャＲに隣接するホストコンピュータが
言ったことになっている命題」を、そのホストコンピュ
ータが本当に言ったと信じる。 （ｃ）マネージャＲは、「鍵Ｋ_T で読むと、マネージャ
Ｒ以外のマネージャＴに隣接するホストコンピュータが
言ったことになっている命題」を、そのホストコンピュ
ータが本当に言ったと信じる。ということである。これ
とマネージャＴのデータベースの情報である、「ホスト
コンピュータＤは、自分の公開鍵がＫ_D であると言っ
た」という命題を組み合わせることで、ホストコンピュ
ータＡはホストコンピュータＤの公開鍵がＫ_D であると
信じるようになる。このやり方は上記文献１で形式的に
述べられている。

【００３５】上記仮定が成り立たなかった場合、つま
り、どこかのマネージャが贋の公開鍵を返した場合、メ
ッセージを相手が受け取ることができなくなってしま
う。一方、マネージャは、メッセージの中継をごまかす
ことによってもメッセージを届かなくすることができ
る。つまり、マネージャが正しい公開鍵を返すかどうか
は、マネージャを通るメッセージが正しく届けられるか
どうかということと同程度に信用できる。換言すれば、
従来の方法では、マネージャ（認証サーバ）は生成した
共有鍵を用いてメッセージをこっそり盗聴することがで
き、これを検出するのは困難である。したがって、これ
は妥当な仮定である。

【００３６】次にマイグレーション（ホストコンピュー
タの移動）がある場合について述べる。ホストコンピュ
ータが移動した場合、従来のやり方では、移動先でも本
籍に認証してもらうか、または移動先でも認証してもら
えるように本籍から手続きを行っておく必要があった。
すると、ホストコンピュータの信用に関する仮定が増え
てしまう。ところで、移動先で物理的接続がされるとき
には、そこのマネージャの公開鍵を直接入力することが
できる。また、同時にマネージャはホストコンピュータ
の公開鍵をデータベースに入れることができる。これを
使うと、移動したホストコンピュータが移動先のホスト
コンピュータを認証する場合でも、その逆の場合でも、
信用しなければならないホストコンピュータの数を減ら
すことができる。

【００３７】例えば図２でホストコンピュータＢが移動
してマネージャＴと接続されたとする。そのときに、公
開鍵Ｋ_T をホストコンピュータＢに入力し、また、マネ
ージャＴのデータベースに鍵Ｋ_B を登録すれば、ホスト
コンピュータＢは「鍵Ｋ_T で読むと、ホストコンピュー
タＢ以外のマネージャＴに隣接するホストコンピュータ
が言ったことになっている命題」を、そのホストコンピ
ュータが本当に言ったと信じるという仮定のもとで、そ
このホストコンピュータ、例えばホストコンピュータＣ
の認証ができるようになる。したがって、上述した仮定
（ａ）〜（ｃ）は不要である。

【００３８】逆にいえば、移動先でホストコンピュータ
が特に公開鍵を直接入力することがなければ、本籍のマ
ネージャから始めて今までと同じ仮定をおく必要がある
し、相手がこちらを認証するには移動先のマネージャは
本籍のマネージャに頼んで（やはり同様の仮定が必要）
公開鍵を取り寄せなければならない。

【００３９】階層相対名前付け法におけるホストの移動
手順に認証を付け加えた例を述べる。階層相対名前付け
法では、本籍は常にそれに属するオブジェクトの現在位
置を正しく知っている必要があるため、切断通知、新住
所通知、確認通知には認証が加わった。この例では、移
動するホストコンピュータをＡとする。

【００４０】（１）移動開始：ホストコンピュータＡは
本籍のマネージャに切断通知を送る。これには、ホスト
コンピュータＡの秘密鍵でサインしたオブジェクト識別
コードＯＩＤ（Object ID ）とオブジェクトアドレスＯ
ＡＤ（Object address）とを付け加えて認証する。この
オブジェクトアドレスＯＡＤにはタイムスタンプが含ま
れているため、切断通知の再送は防止される。このメッ
セージが通過した名前空間のマネージャは、ホストＡと
その子孫に対する局所識別コードＬＩＤ（Local ID）と
オブジェクトアドレスＯＡＤ、オブジェクト識別コード
ＯＩＤと局所アドレスＬＡＤ（Local Address)、また
は、オブジェクト識別コードＯＩＤとオブジェクトアド
レスＯＡＤの組を無効にする（これは認証されなくても
よい）。

【００４１】（２）移動：ホストコンピュータＡが移動
する。

【００４２】（３）移動終了：新しい現住所のマネージ
ャに局所アドレスＬＡＤを割り当ててもらう。マネージ
ャはこのオブジェクト識別コードＯＩＤと局所アドレス
ＬＡＤの組を記憶する。このとき同時に、ホストコンピ
ュータＡは現住所のマネージャの公開鍵を記憶し、ま
た、ホストコンピュータＡの公開鍵を現住所のマネージ
ャのデータベースに登録することが望ましい。そして、
ホストコンピュータＡは、本籍のマネージャにオブジェ
クト識別コードＯＩＤ、新しいオブジェクトアドレスＯ
ＡＤ、仮想的なオブジェクト識別コードＯＩＤである
（０：）と、それらをホストコンピュータＡの秘密鍵で
サインしたものを通知する。本籍のマネージャはオブジ
ェクトアドレスＯＡＤを更新し、確認通知を返す。確認
通知には、新住所通知のオブジェクトアドレスＯＡＤに
ついていたタイムスタンプと、仮想的なオブジェクト識
別コードＯＩＤ０：の現在の値（逆ＯＩＤ）が、本籍の
秘密鍵でサインされたものが含まれている。

【００４３】階層相対名前付け法の場合、識別コードＩ
Ｄが相対表現なので、本籍のマネージャと認証通信して
相対位置を確認しないと識別コードＩＤが決められな
い。これはつまり、識別コードＩＤの扱いに関しては途
中のホストコンピュータを信用しているということであ
る。これは次の２つの点で問題がある。もし本籍のマネ
ージャと通信できなかった場合どことも通信が始められ
ないこと、および、依然として信用すべきホストコンピ
ュータが減らないことである。このうち特に前者を解決
する方法として、本籍のバックアップの働きをするホス
トコンピュータを用意する。後者の問題は、パックアッ
プの識別コードＩＤの確定の問題があって解決し難い
が、ホストコンピュータの移動前に移動先を決めておく
ことによってある程度解決できる。

【００４４】オブジェクトについてマイグレーションが
起きる場合は、ホストコンピュータについてと同様に、
オブジェクトも認証の対象にしなければならない。ただ
し、移動先のホストコンピュータは信用できなければな
らない。ホストコンピュータはオブジェクトの全データ
に（秘密鍵にも）アクセスできるからである。機密情報
を交信するという点では、通常の通信もオブジェクトマ
イグレーションも相手のホストコンピュータを同程度に
信用している必要がある。ただ、外から見た場合、移動
先のホストコンピュータを認証するよりもオブジェクト
そのものを認証できたほうが都合がよいこと、移動先か
らの新住所通知をオブジェクトの鍵で認証できれば便利
なことから、オブジェクトにも秘密鍵と公開鍵の組を割
り当てる。

【００４５】オブジェクトマイグレーションの手順は、
ホストコンピュータの場合とほとんど同じである。オブ
ジェクトが初めて本籍を離れるときに、マネージャがオ
ブジェクトに秘密鍵を割り当て、公開鍵をデータベース
に登録するという点が異なる。オブジェクトが本籍に帰
るときには、公開鍵と対応する秘密鍵を破棄し、次回は
別の鍵を使うこともできる。

【００４６】本発明の方法では、従来の方法に比べる
と、移動した先にあるホストコンピュータとの通信で用
いる仮定が少なくなり、より信頼できる通信が可能であ
る。さらに、移動先のデータベースの公開鍵を覚えたま
まにしておけば、ホストコンピュータが元の場所に戻っ
てからも、この信頼性は変わらない。

【００４７】以上に述べたように、本発明に基づく大規
模分散システムに適した公開鍵認証のための鍵管理にお
いては、鍵は階層管理され、鍵データベースへのアクセ
スの集中が防止でき、また、ホストコンピュータの移動
を積極的に利用して、信用しなければならないホストコ
ンピュータの数をできるだけ少なくした秘密・認証通信
ができる。

【００４８】本発明の基本技術である公開鍵鍵暗号方式
について述べる。平文とは、暗号化される前のデータを
いい、暗号文とは、暗号化後のデータをいう。暗号変換
式Ｅ_K は平文から暗号文への鍵Ｋによって決まる変換式
であり、復号変換式Ｄ_K'は、暗号文から平文への、鍵
Ｋ’によって決まる変換式である。鍵から暗号化変換
式、復号化変換式を決める手順は公開されているとす
る。各平文Ｍについて、

【数１】 である。

【００４９】ＤＥＳ（Data Encryption Standard，FIPS
PUB 46, National Bureau of Standards, Washington,
D.C. (Jan. 1977））などの共有鍵暗号では、Ｋ＝Ｋ’
であるが、1976年にDiffile とHellman によって紹介さ
れた下記文献、 文献６：W. Diffie and M. Hellman，“New Direction
in Cryptography “，IEEE Transactions on Informati
on Theory Vol. IT-22(6) pp. 644-654、Nov1976 に記載された公開鍵暗号方式では、鍵Ｋと鍵Ｋ’とは異
なり、鍵Ｋから鍵Ｋ’を求めることは非常に困難であ
る。

【００５０】公開鍵暗号方式は、上述したように、暗号
化に使う鍵（公開鍵）と解読に使う鍵（秘密鍵）を異な
るものとし公開鍵から秘密鍵を推測し難くした暗号処理
方式であり、この公開鍵暗号を用いて秘密通信を行うシ
ステムでは、各ユーザ（ホストコンピュータ）Ａは２つ
の鍵Ｋ_A と鍵Ｋ_A ' を持っている。鍵Ｋ_A は公開鍵と呼
ばれ、公開鍵データベースに登録されている。公開鍵デ
ータベースは、ユーザ名Ａを指定するとその公開鍵Ｋ_A
を答える機能を持つ。鍵Ｋ_A ' は秘密鍵と呼ばれ、ユー
ザＡのみが知っている。ユーザＡが平文Ｍを秘密裡にユ
ーザＢに送ろうとするときには、ユーザＡは公開鍵デー
タベースから鍵Ｋ_B を得、ユーザＢに暗号文

【数２】 を送る。ユーザＢは、それを受信して平文

【数３】 を得る。秘密鍵Ｋ_B ' はユーザＢのみが知っており、し
かも、鍵Ｋ_B から鍵Ｋ_B ' を計算するのは非常に困難で
あるため、ユーザＢ以外のユーザが平文Ｍを得るのを防
ぐことができる。

【００５１】公開鍵暗号を用いて認証（本人確認）を行
うシステムでは、暗号化変換と復号化変換に対する仮定
として、平文を復号化変換できること、暗号文を暗号化
変換できること、各平文Ｍについて

【数４】 であることを要請する。上と同様に各ユーザが二つの鍵
を持ち、公開鍵データベースを用意するならば、ユーザ
Ａが平文ＭをユーザＢに、確かにユーザＡから送られた
ことがわかるように送るときには、ユーザＡはユーザＢ
に

【数５】 を送る。ユーザへはそれを受信して後、あるいはあらか
じめ公開鍵データベースから鍵Ｋ_A を得、それを用いて
平文

【数６】 を得る。秘密鍵Ｋ_A ’はユーザＡのみが知っており、し
かも、鍵Ｋ_A から鍵Ｋ_A ' を計算するのは非常に困難で
あるため、意味のある平文に復元できるようなコードを
作れるのはユーザＡだけである。つまり、ユーザＡ以外
のユーザがユーザＡのふりをして通信することはできな
い。

【００５２】公開鍵暗号の具体例としては、 文献７：R. L. Rivest, A. Shamir and L. Adleman,
“A Method for Obtaining Digital Signatures and Pu
blic-Key Cryptosystems“，Communications ofthe ACM
Vol 21(2) pp. 120-126 、 Feb. 1978 に記載されたＲＡＳ方式が知られている。

【００５３】非常に多くのコンピュータを含むネットワ
ークシステムの場合、ユーザ数も非常に多く、公開鍵デ
ータベースをシステム内に１個だけ用意しておいた場
合、データベースは巨大になり、また、データベースへ
のアクセス頻度が非常に高くなる。これを避けるために
公開鍵データベースは分散管理するのが普通である。例
えば、上述した文献１（Butler Lampson, Martin Abad
i, Michael Burrows,and Edward Wobber, “Authentica
tion in Distributed Systems: Theory andPractic
e“，Proceedings of the 13th ACM Symposium on Oper
ating System Principles、October 1991）に記載され
たLampson らのシステムの一例を次に示す。

【００５４】図３で、記号Ｃ_0,Ｃ_1,Ｃ_2,…Ｃ_11, Ｃ_12,
…Ｃ_21, Ｃ_22, …は通信を行うコンピュータ（計算機）
を示しており、鍵Ｋ，Ｋ’から暗号化変換式Ｅ_K と復号
化変換式Ｄ_K'とを求め、それを実行することができる。
ここでは、ネットワークシステムに接続されているコン
ピュータが３段の木構造に管理されているとする。つま
り、記号Ｃ₁ はコンピュータＣ_1,Ｃ₁₁，Ｃ_12, …を代表
するコンピュータを示しており、コンピュータＣ₁₁，Ｃ
_12, …の公開鍵Ｋ_11, Ｋ_12, …を記憶している公開鍵デ
ータベースＤＢ₁ を持っている。同様に、コンピュータ
Ｃ_2,はコンピュータＣ_2,Ｃ₂₁Ｃ_22, …を代表するコンピ
ュータであり、コンピュータＣ_21, Ｃ_22, …の公開鍵Ｋ
_21, Ｋ_22, …を記憶している公開鍵データベースＤＢ₂
を持っている。また、コンピュータＣ₀ はコンピュータ
Ｃ₀ ，Ｃ_1,Ｃ_2,…を代表するコンピュータであり、コン
ピュータＣ_1,Ｃ_2,…の公開鍵Ｋ_1,Ｋ_2,…を記憶している
公開鍵データベースＤＢ₀ を持っている。各コンピュー
タは一人のユーザが使用しているとする。つまり、各コ
ンピュータＣ_n は公開鍵Ｋ_n と秘密鍵Ｋ_n ' を記憶して
いる。公開鍵を公開鍵データベースに登録する作業は、
人手で本人確認をして行う。

【００５５】このシステムでは、公開鍵データベースか
ら公開鍵を得るときにもネットワークを使用する。従っ
て、公開鍵データベースを持つコンピュータ以外から贋
の公開鍵を与えられることを防ぐために、公開鍵データ
ベースも認証の対象にする。例えば、コンピュータＣ₁₁
には、自分の公開鍵と秘密鍵のほかに公開鍵データベー
スＤＢ₁ を持つコンピュータＣ₁ の公開鍵Ｋ₁ が予め人
手で入力されている。コンピュータＣ₁₂の公開鍵を得た
い場合、「コンピュータＣ₁₂の公開鍵はＫ₁₂である。」
という通信文をＭ₁₂とすれば、コンピュータＣ₁ からコ
ンピュータＣ₁₁に復号文Ｄ_K1 ' (Ｍ₁₂）を送ってもらえ
ばよい。コンピュータＣ₁₁は公開鍵Ｋ₁ を用いて通信文
Ｍ₁₂＝Ｅ_K1（Ｄ_K1 '（Ｍ₁₂））を得、確かにコンピュー
タＣ₁から送られたものと確認することができる。ここ
では、コンピュータＣ₁ は十分に信頼でき、コンピュー
タＣ_11, Ｃ_12, …の公開鍵Ｋ_11, Ｋ_12, …を正しく教え
ると仮定している。

【００５６】代表となるコンピュータが異なるようなコ
ンピュータの公開鍵を得ようとする場合は、いくつかの
公開鍵データベースを順に検索していく必要がある。例
えば、コンピュータＣ₁₁がコンピュータＣ₂₁の公開鍵を
得たい場合、「コンピュータＣ₀ の公開鍵はＫ₀ であ
る。」という通信文をＭ₀ とすれば、まずコンピュータ
Ｃ₁ に頼んでＤ_K1' （Ｍ₀ ）を送ってもらう。コンピュ
ータＣ₁₁は公開鍵Ｋ₁ を用いてＭ₀ ＝Ｅ_K1（Ｄ_K1（Ｍ
₀ ））を得る。次に、「コンピュータＣ₂の公開鍵はＫ₂
である。」という通信文をＭ₂ とするとき、コンピュ
ータＣ₀ に頼んでＤ_K0（Ｍ₂ ）を送ってもらう。コンピ
ュータＣ₁₁は先ほど得た公開鍵Ｋ₀を用いてＭ₂ ＝Ｅ_K0
（Ｄ_K0（Ｍ₂ ））を得る。最後に、「コンピュータＣ₂₁
の公開鍵はＫ₂₁である。」という通信文をＭ₂₁とすると
き、コンピュータＣ₂ に頼んでＤ_K2' （Ｍ₂₁）を送って
もらう。コンピュータＣ₁₁は先ほど得た公開鍵Ｋ₂ を用
いてＭ₂₁＝Ｅ_K2（Ｄ_K2' （Ｍ₂₁）を得る。こうしてコン
ピュータＣ₂₁の公開鍵Ｋ₂₁を得ることができる。ここで
は、コンピュータＣ_1,Ｃ_0,Ｃ₂,は十分に信頼でき、その
一つ向こうのコンピュータの公開鍵を正しく教えると仮
定している。

【００５７】信頼するべき経路を辿るコンピュータの数
を減らしたい場合には、公開鍵をあらかじめ知らせてあ
るコンピュータを、木構造で管理されている関係より増
やせばよい。例えば、コンピュータＣ₂ の公開鍵Ｋ₂ を
あらかじめ人手でコンピュータＣ₁に入力しておけば、
コンピュータＣ₀ を信頼するという仮定は必要なくな
る。ただし、コンピュータＣ₁ がコンピュータＣ₂ の公
開鍵を知っているという情報は、何らかの形でコンピュ
ータＣ₁₁が知る必要がある。

【００５８】文献１に示したLampson らのシステムの問
題点は、上述したように移動可能なコンピュータについ
て考慮されていないことである。例えば、コンピュータ
Ｃ₁₁が移動可能な計算機であって、コンピュータＣ₁₁の
ユーザがコンピュータＣ₁₁をコンピュータＣ₂₁の近くに
持って行ったとする。このときでもコンピュータＣ₁₁か
らコンピュータＣ₂₁に秘密の通信文を送ろうとするとき
には、コンピュータＣ_1,Ｃ_0,Ｃ₂ と順に通信してコンピ
ュータＣ₂₁の公開鍵Ｋ₂₁を得なければならないし、コン
ピュータＣ_1,Ｃ_0,Ｃ₂ は信頼できると仮定しなければな
らない。逆に、コンピュータＣ₂₁からコンピュータＣ₁₁
に秘密の通信文を送ろうとするときにも、コンピュータ
Ｃ_2,Ｃ_0,Ｃ₁ と順に通信してコンピュータＣ₁₁の公開鍵
Ｋ₁₁を得なければならないし、コンピュータＣ_2,Ｃ_0,Ｃ
₁ は信頼できると仮定しなければならない。

【００５９】本発明では、上の問題を解決するために、
各コンピュータはそれまでに公開鍵を知ったコンピュー
タの名称とその公開鍵、そしてそれを知るために信頼し
たコンピュータの名称の対応表（テーブル）を持ってい
るとする。対応表は公開鍵データベースから公開鍵を教
えてもらったときのほか、コンピュータのユーザがコン
ピュータの名称とその公開鍵を入力したとき（このとき
には信頼したコンピュータの名称は空である）にも更新
される。特に、移動可能なコンピュータの場合には、他
のコンピュータの近くに移動したときに、そのコンピュ
ータのユーザから直接公開鍵を教えてもらえることが期
待できるので、信頼したコンピュータの数の少ない公開
鍵を得ることができる。

【００６０】例えば、図４でコンピュータＣ₁₁のユーザ
がコンピュータＣ₁₁をコンピュータＣ₂₁の近くに持って
行ったときに、コンピュータＣ₂₁のユーザからその公開
鍵Ｋ₂₁を教えてもらったとする。すると、他のコンピュ
ータを信頼することなく、コンピュータＣ₁₁からコンピ
ュータＣ₂₁に秘密の通信文を送ることができる。この状
況は、コンピュータＣ₁₁を元の場所に持って帰ったり、
さらに他の場所に移動したりしてからでも変わらない。
また逆に、コンピュータＣ₁₁のユーザがコンピュータＣ
₂₁のユーザに公開鍵Ｋ₁₁を教えれば、他のコンピュータ
を信頼することなく、Ｃ₂₁からＣ₁₁に秘密の通信文を送
ることができるし、コンピュータＣ₁₁をまた移動してか
らでも同様である。

【００６１】他の例として、コンピュータＣ₁₁をコンピ
ュータＣ₂ の近くに持って行き、公開鍵Ｋ₂ を入力した
とする。すると、コンピュータＣ₂₂に秘密の通信文を送
りたい場合、すでに対応表に、「コンピュータＣ₂ の公
開鍵はＫ₂ で、信頼したコンピュータはない」という情
報があるため、コンピュータＣ₂ と通信して公開鍵Ｋ₂₂
を教えてもらうだけでよい。この場合、信頼したコンピ
ュータはコンピュータＣ₂ のみである。このようにし
て、公開鍵を直接入力したコンピュータを中心としたい
くつかのコンピュータについては、その公開鍵を得るた
めに信頼したコンピュータの数を、Lampson らのシステ
ムに比べて少なくすることができる。

【００６２】公開鍵を得たいコンピュータの名前と、す
でに対応表に記録されているコンピュータの名前から、
どのコンピュータと順に通信していくかを決定するため
に、コンピュータの名前付けはコンピュータの管理の木
構造、つまり、鍵管理の木構造を反映したものでなけれ
ばならない。これは、Lampson らのシステムでも同様で
ある。

【００６３】図４で、コンピュータＣ_0,Ｃ_1,Ｃ_2,…は据
え置き型コンピュータであり、Ｃ_11, Ｃ_12, …Ｃ_21, Ｃ
_22, …は据え置き型、あるいは移動可能なコンピュータ
である。各コンピュータは、鍵Ｋ，Ｋ’から暗号化変換
式Ｅ_k と復号化変換式Ｄ_k ^'を求め、それを実行するこ
とができる。これらのコンピュータはコンピュータネッ
トワークシステムに含まれており、各コンピュータは、
システム内の他のコンピュータに通信文を送ることがで
きる。コンピュータが移動しても通信文は相手のコンピ
ュータに到着するものとする。ネットワークシステムの
各通信路では、通信文の送信者と受信者以外の者に通信
内容を読み取られたり、通信内容を改変されたりする可
能性がある。

【００６４】コンピュータネットワークシステムに接続
されているコンピュータは、鍵管理の３段の木構造に管
理されているとする。つまり、コンピュータＣ₁ はコン
ピュータＣ_1,Ｃ_11, Ｃ_12, …を代表するコンピュータで
あり、コンピュータＣ_11, Ｃ_12, …の公開鍵Ｋ₁₁, Ｋ
_12, …を記憶している公開鍵データベースＤＢ₁ を持っ
ている。同様に、コンピュータＣ₂ はコンピュータＣ₁,
Ｃ_21, Ｃ_22, …を代表するコンピュータであり、コンピ
ュータＣ_21, Ｃ_22, …の公開鍵Ｋ_21, Ｋ₂₂, を記憶して
いる公開鍵データベースＤＢ₂ を持っている。また、コ
ンピュータＣ₀ はコンピュータＣ₁,Ｃ₂ …を代表するコ
ンピュータであり、コンピュータＣ₁,Ｃ₂…の公開鍵Ｋ
_1,Ｋ_2,…を記憶している公開鍵データベースＤＢ₀ を持
っている。各コンピュータは一人のユーザが使用してい
るとする。つまり、各コンピュータＣ_n は公開鍵Ｋ_n と
秘密鍵Ｋ_n ^' を記憶している。公開鍵を公開鍵データベ
ースに登録する作業は、人手で本人確認をして行う。

【００６５】各データベースが管理しているコンピュー
タと鍵の数はたとえば、１０００〜１００００程度とす
る。公開鍵暗号としてＲＳＡ方式を用いた場合、公開鍵
は２００桁の１０進数２個（１．３キロビット）程度の
記憶領域を必要とするため、データベースの大きさは
１．３〜１３メガビット程度となる。

【００６６】各コンピュータＣ_0,Ｃ_1,Ｃ_2,（一般的には
Ｃ_n として表す）は、表（テーブル）Ｔ_0,Ｔ_1,Ｔ_2,（一
般的にはＴ_n として表す）を持つ。対応表の各行には、
コンピュータの名前（名称）、公開鍵、使われた時刻、
信頼したコンピュータの名称（集合）が記録されてい
る。対応表の行数は１００〜１０００程度とし、それを
越える行を記憶させようとした場合には、信頼したコン
ピュータの名称の数が多い順、数が同じものが複数ある
ときには時刻の古い順に消去する。つまり、新しいもの
を残しておく。コンピュータの名称の大きさなどを無視
すれば、対応表の大きさは１３０キロビット〜１．３メ
ガビット程度となる。

【００６７】コンピュータＣ_n のユーザがコンピュータ
Ｃ_p の公開鍵Ｋ_p を入力したときの表更新手順を図５に
示す。まず、対応表Ｔ_n にコンピュータＣ_p についての
行があるとき（ステップ１）は、コンピュータＣ_p につ
いての行を作成する（ステップ２）。ないときには、そ
の行の公開鍵とＫ_p を比べる（ステップ３）。異なる場
合には、信頼したコンピュータのうちのどれかが嘘をつ
いたことがわかるため、その旨エラー表示した後（ステ
ップ４）、信頼したコンピュータの名称にコンピュータ
Ｃ_p を含む、対応表Ｔ_n のすべての行を削除する（ステ
ップ５）。一致したなら、その行の信頼したコンピュー
タの名称をＣ_, Ｃ^' Ｃ^" …とするとき（ステップ６）、
対応表Ｔ_n の各行のうち、信頼したコンピュータの名称
にＣ_p,Ｃ_, Ｃ^' _, Ｃ”…が含まれるなら、コンピュータ
Ｃ_, Ｃ^' _, Ｃ”…を除く（ステップ７）。最後にコンピ
ュータＣ_p についての行の公開鍵にＫ_p を、使われた時
刻に現在時刻を、信頼した計算機名に空集合を設定する
（ステップ８）。

【００６８】コンピュータＣ_n のユーザがＣ_p の公開鍵
を得ようとしたときの表更新手順を図６に示す。まず、
コンピュータＣ_p がコンピュータＣ_n の代表となるコン
ピュータであった場合は、すでに公開鍵を知っているの
で終了する（ステップ１１）。対応表Ｔ_n にコンピュー
タＣ_p についての行があるとき（ステップ１２）はそれ
を使えばよいので終了する。ないときには、対応表Ｔ_n
の各行と代表となるコンピュータについて、コンピュー
タＣ_p から木構造をたどったときの段数と信頼したコン
ピュータの数（代表となるコンピュータの場合は０）の
和を計算し（ステップ１３）、和の最も少ないコンピュ
ータをＣ_q とする（ステップ１４）。コンピュータの数
が複数あるときは段数の少ないものから任意に一つを選
ぶ。コンピュータＣ_q に木構造で隣接し、コンピュータ
Ｃ_p に一段近いコンピュータ（一意に決まる）をコンピ
ュータＣ_r とする（ステップ１５）。対応表Ｔ_n のコン
ピュータＣ_q についての行の使われた時刻を現在時刻と
する（ステップ１６）。コンピュータＣ_q と通信してコ
ンピュータＣ_r の公開鍵Ｋ_r を得る（ステップ１７）。
コンピュータＣ_q についての行の信頼したコンピュータ
の名称をＣ_,Ｃ^' _, Ｃ”…とする（ステップ１８）。対
応表Ｔ_n にコンピュータＣ_r についての行を作成し（ス
テップ１９）、公開鍵にＫ_r を、使われた時刻に現在時
刻を、信頼したコンピュータの名称にコンピュータＣ_,
Ｃ^' _, Ｃ”…を設定する（ステップ２０）。そしてステ
ップ１２に戻る。

【００６９】以上のように処理することにより、ホスト
コンピュータの移動、あるいは、オブジェクトの移動が
あっても、大規模分散コンピュータ通信ネットワークシ
ステムにおいて、信頼するコンピュータの数を減らして
信頼性の高い通信を行うことができる。

【００７０】

【発明の効果】本発明によれば、ユーザが望むならば直
接公開鍵をやりとりすることで、大規模分散システムで
も、小規模なシステムと同様の信頼性を得ることができ
る。また、それほど信頼性を要求しない場合は、間接的
に公開鍵を得ることもでき、ユーザの要求レベルに合わ
せた信頼性で秘密通信・認証が可能になる。

【００７１】また本発明に基づく大規模分散システムに
適した公開鍵認証のための鍵管理においては、鍵は階層
管理され、鍵データベースへのアクセスの集中が防止で
き、また、ホストコンピュータの移動を積極的に利用し
て、信用しなければならないホストコンピュータの数を
できるだけ少なくした秘密・認証通信ができる。

【００７２】さらに本発明の方式は、従来の方式に比べ
ると、移動した先にあるホストコンピュータとの通信で
用いる仮定が少なくなり、より信頼できる通信が可能で
ある。さらに、移動先のデータベースの公開鍵を覚えた
ままにしておけば、ホストコンピュータが元の場所に戻
ってからも、この信頼性は変わらない。

【図面の簡単な説明】

【図１】従来の公開鍵暗号処理システムの構成図であ
る。

【図２】本発明の公開鍵暗号処理システムの構成図であ
る。

【図３】従来の公開鍵暗号処理システムの構成図であ
る。

【図４】本発明の公開鍵暗号処理システムの構成図であ
る。

【図５】図４に示した公開鍵暗号処理システムにおける
公開鍵を直接入力する場合の処理方法を示すフローチャ
ートである。

【図６】図４に示した公開鍵暗号処理システムにおける
公開鍵を入手するときの更新手順を示すフローチャート
である。

【符号の説明】

Ｃ₀ ，Ｃ₁ ，Ｃ₂ ，Ｃ _n・・通信を行うコンピュータ Ｔ₀ ，Ｔ₁ ，Ｔ₂ ，Ｔ _n・・通信を行うコンピュータ内
の対応表 ＤＢ₀ ，ＤＢ₁ ，ＤＢ₂ ，ＤＢ _n・・データベース Ｋ₀ ，Ｋ₁ ，Ｋ₂ ，Ｋ _n・・鍵

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (58)調査した分野(Int.Cl.⁷，ＤＢ名) H04L 9/08 G09C 1/00

Claims (14)

(57)【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】公開鍵を用いて暗号通信を行う通信装置で
   あって、 自己の公開鍵と該公開鍵に対応する秘密鍵を記憶し、公
   開鍵を知った他の通信装置の名称とその公開鍵、およ
   び、その公開鍵を知るために信頼し、通信した通信装置
   の名称を記憶する手段を有し、 当該通信装置は、上位装置に管理されるある一のグルー
   プに属し、 前記上位装置は、公開鍵を用いて暗号通信を行う通信装
   置が使用する公開鍵を認証管理し、当該認証管理する通
   信装置の名称とその公開鍵とを記憶手段に記憶し、さら
   に自己の公開鍵とそれに対応する秘密鍵を記憶手段に記
   憶し、公開鍵を知った前記通信装置の名称とその公開
   鍵、および、その公開鍵を知るために信頼し、通信した
   通信装置の名称を記憶手段に記憶し、当該上位装置が管
   理する通信装置と通信可能な他の上位装置を記憶手段に
   登録し、 一のグループに属する一の通信装置が他のグループに属
   する他の通信装置と通信する場合であって、前記一の通
   信装置の記憶手段に他の通信装置の公開鍵を記憶してい
   ない場合には、前記一の通信装置は、前記一の通信装置
   が属する一のグループの上位装置、前記他の通信装置が
   属する他のグループの上位装置を順に検索して前記他の
   通信装置の公開鍵を入手した後通信を行い、前記一の通
   信装置が前記他の通信装置の公開鍵を、当該他の通信装
   置が属するグループ側から直接的に入手したときには、
   入手した他の通信装置の公開鍵により前記一の通信装置
   の記憶手段の内容を更新して、前記一の通信装置は、前
   記上位装置を順に検索することなく前記他の通信装置と
   通信を行う通信装置。
2. 【請求項２】前記記憶手段に、当該通信装置が属するグ
   ループ内の他の通信装置の公開鍵を事前に登録し、か
   つ、登録したグループ内の他の通信装置について信頼
   し、通信した通信装置が存在しないとして名称を空にし
   て記憶し、 前記登録したグループ内の他の通信装置と、事前に登録
   した公開鍵を用いて通信を行う請求項１記載の通信装
   置。
3. 【請求項３】前記一の通信装置を前記一のグループから
   他のグループに一時的に変更したとき、 新たな他のグループの上位装置の前記記憶手段に、前記
   他のグループに変更した前記一の通信装置の名称および
   公開鍵が登録される請求項１または２記載の通信装置。
4. 【請求項４】当該通信装置をあるグループに追加したと
   き、その追加したグループの上位装置の前記記憶手段
   に、該追加した通信装置の名称および公開鍵が登録され
   る請求項１または２記載の通信装置。
5. 【請求項５】通信装置間で公開鍵を用いて暗号通信を行
   う通信方法であって、 通信装置は、自己の公開鍵と該公開鍵に対応する秘密鍵
   を記憶手段に記憶し、 公開鍵を知った他の通信装置の名称とその公開鍵、およ
   び、その公開鍵を知るために信頼し、通信した通信装置
   の名称を記憶手段に記憶し、 当該通信装置は、上位装置に管理されるある一のグルー
   プに属し、 前記上位装置は、公開鍵を用いて暗号通信を行う通信装
   置が使用する公開鍵を認証管理し、当該認証管理する通
   信装置の名称とその公開鍵とを記憶手段に記憶し、さら
   に自己の公開鍵とそれに対応する秘密鍵を記憶手段に記
   憶し、公開鍵を知った前記通信装置の名称とその公開
   鍵、および、その公開鍵を知るために信頼し、通信した
   通信装置の名称を記憶手段に記憶し、当該上位装置が管
   理する通信装置と通信可能な他の上位装置を記憶手段に
   登録し、 一のグループに属する一の通信装置が他のグループに属
   する他の通信装置と通信する場合であって、前記一の通
   信装置の記憶手段に他の通信装置の公開鍵を記憶してい
   ない場合には、前記一の通信装置は、前記一の通信装置
   が属する一のグループの上位装置、前記他の通信装置が
   属する他のグループの上位装置を順に検索して前記他の
   通信装置の公開鍵を入手した後通信を行い、前記一の通
   信装置が前記他の通信装置の公開鍵を、当該他の通信装
   置が属するグループ側から直接的に入手したときには、
   入出した他の通信装置の公開鍵により前記一の通信装置
   の記憶手段の内容を更新して、前記一の通信装置は、前
   記上位装置を順に検索することなく前記他の通信装置と
   通信を行う通信方法。
6. 【請求項６】自己の公開鍵と該公開鍵に対応する秘密鍵
   を記憶手段に記憶し、公開鍵を用いて暗号通信を行う通
   信装置が使用する公開鍵の認証管理をグループ分け、か
   つ、階層化した木構造で行う通信管理装置であって、 前記認証管理する通信装置の名称とその公開鍵とを記憶
   し、さらに自己の公開鍵とそれに対応する秘密鍵を記憶
   し、公開鍵を知った前記通信装置の名称とその公開鍵、
   および、その公開鍵を知るために信頼し、通信した通信
   装置の名称を記憶する手段を有し、 管理する通信装置と通信可能な他の通信管理装置が前記
   記憶手段に登録されており、 所定の公開鍵の認証管理グループに属する一の通信装置
   が、他の公開鍵の認証管理グループに属する他の通信装
   置と通信する場合であって、前記他の通信装置の公開鍵
   を記憶していない場合には、前記木構造を順に検索させ
   て前記他の通信装置の公開鍵を入手させ後通信を行わ
   せ、前記一の通信装置が前記他の通信装置の公開鍵を、
   当該他の通信装置が属するグループ側から直接的に入手
   した場合には、入手した他の通信装置の公開鍵を更新し
   て、前記一の通信装置に、前記木構造を順に検索するこ
   となく前記他の通信装置と通信を行わせる通信管理装
   置。
7. 【請求項７】通信装置の公開鍵を認証管理すべきグルー
   プに他のグループに属する通信装置が一時的に変更され
   たとき、変更された通信装置の名称および公開鍵を前記
   記憶手段に登録する請求項６記載の通信管理装置。
8. 【請求項８】通信装置の公開鍵を認証管理すべきグルー
   プに通信装置が追加されたとき、その通信装置の名称お
   よび公開鍵を前記記憶手段に登録する請求項６記載の通
   信装置。
9. 【請求項９】自己の公開鍵と該公開鍵に対応する秘密鍵
   を記憶手段に記憶し、公開鍵を用いて暗号通信を行う通
   信装置が使用する公開鍵の認証管理をグループ分け、か
   つ、階層化した木構造で行う通信管理方法であって、 前記認証管理する通信装置の名称とその公開鍵とを記憶
   手段に記憶し、さらに自己の公開鍵とそれに対応する秘
   密鍵を記憶手段に記憶し、 公開鍵を知った前記通信装置の名称とその公開鍵、およ
   び、その公開鍵を知るために信頼し、通信した通信装置
   の名称を記憶手段に記憶し、 管理する通信装置と通信可能な他の通信管理装置を記憶
   手段に登録し、 所定の公開鍵の認証管理グループに属する一の通信装置
   が、他の公開鍵の認証管理グループに属する他の通信装
   置と通信する場合であって、前記他の通信装置の公開鍵
   を記憶していない場合には、前記木構造を順に検索させ
   て前記他の通信装置の公開鍵を入手させた後通信を行わ
   せ、前記一の通信装置が前記他の通信装置の公開鍵を、
   当該他の通信装置が属するグループ側から直接的に入手
   した場合には、入手した他の通信装置の公開鍵を更新し
   て、前記一の通信装置に、前記木構造を順に検索するこ
   となく前記他の通信装置と通信を行わせる通信管理方
   法。
10. 【請求項１０】公開鍵を用いて通信装置相互で暗号通信
    を行う公開鍵暗号処理システムであって、 それぞれが自己の公開鍵と該公開鍵に対応する秘密鍵を
    記憶している複数の第１の通信装置と、 前記複数の第１の通信装置をグループ分けし、それぞれ
    のグループに属する前記第１の通信装置の名称とその公
    開鍵とを記憶し、さらに自己の公開鍵とそれに対応する
    秘密鍵を記憶し、そのグループに属する第１の通信装置
    の公開鍵の認証を行う複数の第２の通信装置と、 を有し、 前記第２の通信装置のそれぞれには、その通信装置と通
    信可能な他の第２の通信装置が記憶手段に登録されてお
    り、 前記第１の通信装置および前記第２の通信装置のそれぞ
    れに、公開鍵を知った前記第１または第２の通信装置の
    名称とその公開鍵、および、その公開鍵を知るために信
    頼し、通信した通信装置の名称を記憶する手段を有し、 一のグループに属する一の第１の通信装置が他のグルー
    プに属する他の第１の通信装置と通信する場合であっ
    て、前記他の第１の通信装置の公開鍵を記憶していない
    場合には、前記一の第１の通信装置は、前記一の第１の
    通信装置が属する一のグループの第２の通信装置、前記
    他の第１の通信装置が属する他のグループの第２の通信
    装置を順に検索して前記他の第１の通信装置の公開鍵を
    入手した後通信を行い、前記一の第１の通信装置が前記
    他の第２の通信装置の公開鍵を、当該他の第１の通信装
    置が属する他のグループ側から直接的に入手したときに
    は、入手した他の第１の通信装置の公開鍵により前記一
    の第１の通信装置の記憶手段の内容を更新して、前記一
    の第１の通信装置は、前記第２の通信装置を順に検索す
    ることなく前記他の第２の通信装置と通信を行う公開鍵
    暗号処理システム。
11. 【請求項１１】前記第１の通信装置は、自己の前記記憶
    手段に、その通信装置が属するグループ内の他の第１の
    通信装置の公開鍵を事前に登録し、かつ、登録した第１
    の通信装置について信頼し、通信した通信装置が存在し
    ないとして名称を空にして記憶し、 該第１の通信装置は前記登録した第１の通信装置と、事
    前に登録した公開鍵を用いて通信を行う請求項１０記載
    の公開鍵暗号処理システム。
12. 【請求項１２】前記一の第１の通信装置を前記一のグル
    ープから他のグループに一時的に変更したとき、 新たな他のグループの第２の通信装置の前記記憶手段
    に、前記他のグループに変更した前記一の第１の通信装
    置の名称および公開鍵を登録する請求項１０または１１
    記載の公開鍵暗号処理システム。
13. 【請求項１３】第１の通信装置をあるグループに追加し
    たとき、そのグループの第２の通信装置に、該追加した
    第１の通信装置の名称および公開鍵を登録する請求項１
    ０または１１記載の公開鍵暗号処理システム。
14. 【請求項１４】複数の通信装置が公開鍵を用いて暗号通
    信する公開鍵暗号処理方法であって、前記通信装置が使
    用する公開鍵の認証管理をグループ分け、かつ、階層化
    した木構造で行い、 それぞれの通信装置に自己の公開鍵とそれに対応する秘
    密鍵を記憶手段に記憶し、 前記階層の上位の通信装置において、自己の公開鍵とそ
    の秘密鍵に加えて、そのグループに属する下位の通信装
    置の名称とその公開鍵とを記憶手段に記憶し、 前記上位および下位の通信装置のそれぞれは、公開鍵を
    知った通信装置の名称とその公開鍵、および、その公開
    鍵を知るために信頼し、通信した通信装置の名称を記憶
    手段に記憶し、他の通信装置の公開鍵を入手したとき更
    新し、 所定の公開鍵の認証管理グループに属する一の通信装置
    が、他の公開鍵の認証管理グループに属する他の通信装
    置と通信する場合であって、前記他の通信装置の公開鍵
    を記憶していない場合には、前記木構造を順に検索して
    前記他の通信装置の公開鍵を入手した後通信を行い、前
    記一の通信装置が前記他の通信装置の公開鍵を、当該他
    の通信装置が属するグループ側から直接的に入手した場
    合には、入手した他の通信装置の公開鍵を更新して、前
    記一の通信装置は、前記木構造を順に検索することなく
    前記他の通信装置と通信を行う公開鍵暗号処理方法。