JP3504988B2 - 非順応暗号システムによりメッセージ認証を行う通信ノード - Google Patents
非順応暗号システムによりメッセージ認証を行う通信ノードInfo
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- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
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- G06F21/30—Authentication, i.e. establishing the identity or authorisation of security principals
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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
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- G06F2221/2103—Challenge-response
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、広くは通信ノード間で
伝送されるメッセージの暗号化の分野に関する。特に、
本発明は、暗号化されたメッセージの送信元を認証する
ための公開キー方法に関する。
伝送されるメッセージの暗号化の分野に関する。特に、
本発明は、暗号化されたメッセージの送信元を認証する
ための公開キー方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】通信システムは、送信元から受信元への
機密のメッセージを伝達するためにしばしば利用され
る。機密性は、物理的なセキュリティを通して保持され
ることが最適である。すなわち、密封され持運ばれるパ
ッケージに入れるか、ケーブル上でか、あるいは他の何
らかの閉じた通信媒体を用いる等の、送信元か受信元以
外の何者もそのメッセージにアクセスできないような方
法で機密のメッセージを伝達することである。
機密のメッセージを伝達するためにしばしば利用され
る。機密性は、物理的なセキュリティを通して保持され
ることが最適である。すなわち、密封され持運ばれるパ
ッケージに入れるか、ケーブル上でか、あるいは他の何
らかの閉じた通信媒体を用いる等の、送信元か受信元以
外の何者もそのメッセージにアクセスできないような方
法で機密のメッセージを伝達することである。
【０００３】公衆電話網又は無線伝送等の電気通信媒体
は、速度と簡便さという長所をもっている。しかしなが
ら、これらの媒体では、物理的セキュリティは得られな
い。つまり、これらの通信媒体を通して送られるメッセ
ージは、メッセージの内容を本来なら知られたくない第
三者によって盗聴される可能性がある。
は、速度と簡便さという長所をもっている。しかしなが
ら、これらの媒体では、物理的セキュリティは得られな
い。つまり、これらの通信媒体を通して送られるメッセ
ージは、メッセージの内容を本来なら知られたくない第
三者によって盗聴される可能性がある。
【０００４】従って、物理的セキュリティに相当するメ
ッセージの機密性のレベルを維持するという課題に対し
ては、多大な注意が払われてきた。このような注意の多
くは、暗号化技術において顕在化している。様々な暗号
システムの属性は、いかに良好にシステムがメッセージ
を機密に保持するかということに影響する。
ッセージの機密性のレベルを維持するという課題に対し
ては、多大な注意が払われてきた。このような注意の多
くは、暗号化技術において顕在化している。様々な暗号
システムの属性は、いかに良好にシステムがメッセージ
を機密に保持するかということに影響する。
【０００５】特に、暗号システムは、順応性をもつべき
ではない。順応性については、Dolev,Dwork, and Naor,
「Non-Malleable Cryptography」ACM 089791-397-3/91/
004/0542,pp. 542-52(1991)において暗号システムと関
連して議論されている。非順応的であるために、暗号シ
ステムは２つの属性を有する。第１は、その暗号システ
ムが強秘匿性を有することである。すなわち、もし平文
についての任意の所定情報が暗号文から算出可能なら
ば、その所定の情報は暗号文無しでも算出可能である。
第２は、第１の暗号文が与えられたとき、第１と第２の
暗号文に対応する平文が関連付けられるように第２の暗
号文を発生することが不可能であるか又は計算上実行で
きないことである。
ではない。順応性については、Dolev,Dwork, and Naor,
「Non-Malleable Cryptography」ACM 089791-397-3/91/
004/0542,pp. 542-52(1991)において暗号システムと関
連して議論されている。非順応的であるために、暗号シ
ステムは２つの属性を有する。第１は、その暗号システ
ムが強秘匿性を有することである。すなわち、もし平文
についての任意の所定情報が暗号文から算出可能なら
ば、その所定の情報は暗号文無しでも算出可能である。
第２は、第１の暗号文が与えられたとき、第１と第２の
暗号文に対応する平文が関連付けられるように第２の暗
号文を発生することが不可能であるか又は計算上実行で
きないことである。
【０００６】順応性の不利な点について以下に示す。関
連するメッセージの組が、代数的暗号システムを用いて
暗号化されたとき、その結果である暗号化されたメッセ
ージが、対応する（同じである必要はない）関連性を有
することがときどきある。例えば、メッセージの組が、
一連の昇順の近接した数値を有する場合、何らかの順応
性のある暗号化キーがそれらのメッセージを暗号化され
たメッセージの組へと暗号化すると、それらの暗号化さ
れたメッセージもまた一連の昇順の近接した数値を有す
ることになる。よって、その暗号化されたメッセージは
それでも尚解読困難であるにも拘らず、不正を働く者
は、暗号化されたメッセージを不法に利用することがで
きる。
連するメッセージの組が、代数的暗号システムを用いて
暗号化されたとき、その結果である暗号化されたメッセ
ージが、対応する（同じである必要はない）関連性を有
することがときどきある。例えば、メッセージの組が、
一連の昇順の近接した数値を有する場合、何らかの順応
性のある暗号化キーがそれらのメッセージを暗号化され
たメッセージの組へと暗号化すると、それらの暗号化さ
れたメッセージもまた一連の昇順の近接した数値を有す
ることになる。よって、その暗号化されたメッセージは
それでも尚解読困難であるにも拘らず、不正を働く者
は、暗号化されたメッセージを不法に利用することがで
きる。
【０００７】例えば、契約の入札の筋書きに沿って考え
てみる。仮に、自治体が新しい学校を建設することを可
決し、設計を選択し、そして順応性のある公開キーＥを
用いて暗号化された入札価格を提出することにより契約
のための入札に参加するよう広告したとする。企業Ａ
は、Ｅを用いて１５０万ドルの入札価格を暗号化して、
その入札価格を安全でないライン上で送る。企業Ｂは、
この入札価格を受信するが解読することはできない。な
ぜなら、企業Ｂはその自治体の専用解読キーをもってい
ないからである。
てみる。仮に、自治体が新しい学校を建設することを可
決し、設計を選択し、そして順応性のある公開キーＥを
用いて暗号化された入札価格を提出することにより契約
のための入札に参加するよう広告したとする。企業Ａ
は、Ｅを用いて１５０万ドルの入札価格を暗号化して、
その入札価格を安全でないライン上で送る。企業Ｂは、
この入札価格を受信するが解読することはできない。な
ぜなら、企業Ｂはその自治体の専用解読キーをもってい
ないからである。
【０００８】しかしながら、企業Ａの暗号化された入札
価格が与えられた場合には、自治体の解読キーを用いて
解読したとき結果的に企業Ａよりも低い入札価格となる
ように企業Ｂが自らのメッセージを作成することがあり
得る。もし、企業Ａの暗号化された入札価格が与えられ
た場合に企業Ｂが上記のようなメッセージを作成する可
能性の方が、与えられない場合に企業Ｂが同様のことを
行う可能性よりも大きいならば、その暗号システムは順
応性があるという。企業Ａが入札を行う。すると企業Ｂ
は、企業Ａの入札価格がどれほどであったかを知る必要
もなく、あるいは自らの入札価格が解読後にどれほどに
なるかさえも知らずして、企業Ａよりも僅かに低い入札
価格を提出することができ、その契約を獲得することが
できる。以上で明らかなように、企業Ａの利益は、非順
応的な暗号システムを採用することによって企業Ｂによ
る上記のような形態の入札の発生を防ぐことにより守ら
れる。
価格が与えられた場合には、自治体の解読キーを用いて
解読したとき結果的に企業Ａよりも低い入札価格となる
ように企業Ｂが自らのメッセージを作成することがあり
得る。もし、企業Ａの暗号化された入札価格が与えられ
た場合に企業Ｂが上記のようなメッセージを作成する可
能性の方が、与えられない場合に企業Ｂが同様のことを
行う可能性よりも大きいならば、その暗号システムは順
応性があるという。企業Ａが入札を行う。すると企業Ｂ
は、企業Ａの入札価格がどれほどであったかを知る必要
もなく、あるいは自らの入札価格が解読後にどれほどに
なるかさえも知らずして、企業Ａよりも僅かに低い入札
価格を提出することができ、その契約を獲得することが
できる。以上で明らかなように、企業Ａの利益は、非順
応的な暗号システムを採用することによって企業Ｂによ
る上記のような形態の入札の発生を防ぐことにより守ら
れる。
【０００９】この筋書きによって示されるのは、企業Ａ
の暗号化された入札価格へさえもアクセスできない物理
的セキュリティと、メッセージを暗号化することによっ
て生成される機密性との間の違いである。この筋書きの
ようないくつかの場合においては、順応性のある暗号シ
ステムの使用を通して得られる機密性は、物理的セキュ
リティに置換わるものとしては不十分である。
の暗号化された入札価格へさえもアクセスできない物理
的セキュリティと、メッセージを暗号化することによっ
て生成される機密性との間の違いである。この筋書きの
ようないくつかの場合においては、順応性のある暗号シ
ステムの使用を通して得られる機密性は、物理的セキュ
リティに置換わるものとしては不十分である。
【００１０】物理的セキュリティに匹敵する機密性が望
まれるような特定の領域とは、暗号化されたメッセージ
の送信元を認証する部分である。望ましくは、認証方法
は２つの属性を有するべきである。第１に、この方法
は、詐称者からの侵害に対して安全にされるべきであ
る。すなわち、詐称者が誤情報を受信元へ送信できない
こと、及びその誤情報を正当な送信元からの有効なメッ
セージとして認証したりできないことである。もし信頼
できるメッセージ認証方法が設けられない場合には、受
信元Ｒにより受信されかつ送信元Ｓの送信元アドレスを
示すメッセージが実際には詐称者Ｂにより送られたのか
も知れない。よって、詐称者Ｂは、送信元Ｓの誤情報を
受信元Ｒへ送ることができる。
まれるような特定の領域とは、暗号化されたメッセージ
の送信元を認証する部分である。望ましくは、認証方法
は２つの属性を有するべきである。第１に、この方法
は、詐称者からの侵害に対して安全にされるべきであ
る。すなわち、詐称者が誤情報を受信元へ送信できない
こと、及びその誤情報を正当な送信元からの有効なメッ
セージとして認証したりできないことである。もし信頼
できるメッセージ認証方法が設けられない場合には、受
信元Ｒにより受信されかつ送信元Ｓの送信元アドレスを
示すメッセージが実際には詐称者Ｂにより送られたのか
も知れない。よって、詐称者Ｂは、送信元Ｓの誤情報を
受信元Ｒへ送ることができる。
【００１１】認証方法に望まれる第２の属性としては、
受信元Ｒが、そのメッセージが本当に送信元Ｓから送ら
れたものであって詐称者Ｂからのものではないことを第
三者Ｃに納得させることが出来るようにするべきであ
る。
受信元Ｒが、そのメッセージが本当に送信元Ｓから送ら
れたものであって詐称者Ｂからのものではないことを第
三者Ｃに納得させることが出来るようにするべきであ
る。
【００１２】認証することが望まれる筋書きの一例とし
ては、いわゆる「チェスマスタ攻撃（chessmaster atta
ck）」又は「マフィア・スキャム（mafia scam）」とい
う筋書きがある。この名前はチェスの筋書きに由来する
もので、プレイヤは、あるグランドマスタに対して白と
して対戦しかつ同時に別のグランドマスタに対して黒と
して対戦する。このプレイヤは、各グランドマスタが相
手に対してなす動きを再現することによって二人のグラ
ンドマスタを互いに対戦させるのである。
ては、いわゆる「チェスマスタ攻撃（chessmaster atta
ck）」又は「マフィア・スキャム（mafia scam）」とい
う筋書きがある。この名前はチェスの筋書きに由来する
もので、プレイヤは、あるグランドマスタに対して白と
して対戦しかつ同時に別のグランドマスタに対して黒と
して対戦する。このプレイヤは、各グランドマスタが相
手に対してなす動きを再現することによって二人のグラ
ンドマスタを互いに対戦させるのである。
【００１３】このチェスマスタ攻撃は、「識別：友か敵
か（Identification:Friend or Foe）」又はＩＦＦと呼
ばれる筋書きによって示すことが出来る。１つの可能な
ＩＦＦの筋書きでは、味方の飛行機Ｆと味方の基地ＧＦ
とが通信し、そして敵の飛行機Ｎは、敵の基地ＧＮと協
力して、味方の飛行機及び味方の基地の振りをすること
によってこれらに誤情報を通信しようとする。
か（Identification:Friend or Foe）」又はＩＦＦと呼
ばれる筋書きによって示すことが出来る。１つの可能な
ＩＦＦの筋書きでは、味方の飛行機Ｆと味方の基地ＧＦ
とが通信し、そして敵の飛行機Ｎは、敵の基地ＧＮと協
力して、味方の飛行機及び味方の基地の振りをすること
によってこれらに誤情報を通信しようとする。
【００１４】安全な通信を確立しようとする汎用的な試
みは、味方の飛行機に対して味方の基地にのみ知られた
何らかの機密情報ｓを与えることである。味方の基地
は、多数の呼びかけｑの中から１つを選択してｑを味方
の飛行機へ送る。味方の飛行機は、ｓなしではコンピュ
ータによる計算が不可能な、ｓとｑとの関数Ｆにより応
答する。もちろん、敵の飛行機もまたこの関数を受信す
ることができる。もしその後に、味方の基地が敵の飛行
機に対して異なる呼びかけｑ′を用いて呼びかけたなら
ば、ただｑとＦ（ｓ，ｑ）が与えられただけではその要
求される応答であるｓとｑ′との関数を容易に作成する
ことができない。
みは、味方の飛行機に対して味方の基地にのみ知られた
何らかの機密情報ｓを与えることである。味方の基地
は、多数の呼びかけｑの中から１つを選択してｑを味方
の飛行機へ送る。味方の飛行機は、ｓなしではコンピュ
ータによる計算が不可能な、ｓとｑとの関数Ｆにより応
答する。もちろん、敵の飛行機もまたこの関数を受信す
ることができる。もしその後に、味方の基地が敵の飛行
機に対して異なる呼びかけｑ′を用いて呼びかけたなら
ば、ただｑとＦ（ｓ，ｑ）が与えられただけではその要
求される応答であるｓとｑ′との関数を容易に作成する
ことができない。
【００１５】しかしながら、順応性のある暗号システム
においては、この通信プロトコルはマフィア・スキャム
のテクニックを用いた侵害を受けやすい。以下に示す一
連のメッセージについて考えてみる。この中では、コロ
ン（：）に続く表現が、左側の当事者から右側の当事者
に対して送られるメッセージである。 ＧＦ→Ｎ：ｑ Ｎ→ＧＮ：ｑ ＧＮ→Ｆ：ｑ Ｆ→ＧＮ：ｆ（ｓ，ｑ） ＧＮ→Ｎ：ｆ（ｓ，ｑ） Ｎ→ＧＦ：ｆ（ｓ，ｑ） この一連のメッセージでは、互いに協同している敵の飛
行機及び基地は、マフィア・スキャムの手法によって、
味方の基地と味方の飛行機との間に介在している。第４
の段階において、味方の飛行機Ｆは、敵の基地に暗号化
された応答ｆ（ｓ，ｑ）を与えている。そして、第６の
段階では、敵の飛行機が味方の基地に対して暗号化され
た応答を送っており、これによって味方の基地からの呼
びかけに対して正しく応答していることになる。
においては、この通信プロトコルはマフィア・スキャム
のテクニックを用いた侵害を受けやすい。以下に示す一
連のメッセージについて考えてみる。この中では、コロ
ン（：）に続く表現が、左側の当事者から右側の当事者
に対して送られるメッセージである。 ＧＦ→Ｎ：ｑ Ｎ→ＧＮ：ｑ ＧＮ→Ｆ：ｑ Ｆ→ＧＮ：ｆ（ｓ，ｑ） ＧＮ→Ｎ：ｆ（ｓ，ｑ） Ｎ→ＧＦ：ｆ（ｓ，ｑ） この一連のメッセージでは、互いに協同している敵の飛
行機及び基地は、マフィア・スキャムの手法によって、
味方の基地と味方の飛行機との間に介在している。第４
の段階において、味方の飛行機Ｆは、敵の基地に暗号化
された応答ｆ（ｓ，ｑ）を与えている。そして、第６の
段階では、敵の飛行機が味方の基地に対して暗号化され
た応答を送っており、これによって味方の基地からの呼
びかけに対して正しく応答していることになる。
【００１６】味方の基地は、何らかの特殊なロケータ
（位置入力装置）情報を含めることによって、敵による
通信の複写を防ぐことが可能である。このロケータ情報
は、例えば、呼びかけの際における味方の飛行機の位置
やタイム・スタンプであり、ｑ′で示される。その結
果、敵の飛行機はｆ（ｓ，ｑ）よりもむしろｆ（ｓ，
ｑ′）を伝送することが必要となり、単なる複写だけで
は、味方の通信システムを侵害するには不十分となる。
（位置入力装置）情報を含めることによって、敵による
通信の複写を防ぐことが可能である。このロケータ情報
は、例えば、呼びかけの際における味方の飛行機の位置
やタイム・スタンプであり、ｑ′で示される。その結
果、敵の飛行機はｆ（ｓ，ｑ）よりもむしろｆ（ｓ，
ｑ′）を伝送することが必要となり、単なる複写だけで
は、味方の通信システムを侵害するには不十分となる。
【００１７】しかしながら、２つの呼びかけｑとｑ′
は、位置情報やタイム・スタンプ以外は同じである。順
応性のある暗号システムでは、ｆ（ｓ，ｑ）とｆ（ｓ，
ｑ′）は、類似しがちである。そのため、ｑ、ｑ′、及
びｆ（ｓ，ｑ）が与えられたならば、敵がｆ（ｓ，
ｑ′）を得ることにより味方の暗号システムを破ること
が可能となる。
は、位置情報やタイム・スタンプ以外は同じである。順
応性のある暗号システムでは、ｆ（ｓ，ｑ）とｆ（ｓ，
ｑ′）は、類似しがちである。そのため、ｑ、ｑ′、及
びｆ（ｓ，ｑ）が与えられたならば、敵がｆ（ｓ，
ｑ′）を得ることにより味方の暗号システムを破ること
が可能となる。
【００１８】従って、機密メッセージの認証を容易に行
えかつ順応性がなく、よって前述のような侵害に対して
もろくない暗号システムが必要である。
えかつ順応性がなく、よって前述のような侵害に対して
もろくない暗号システムが必要である。
【００１９】
【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、非順
応性であるメッセージ認証を行うため方法及びシステム
を提供することである。
応性であるメッセージ認証を行うため方法及びシステム
を提供することである。
【００２０】
【課題を解決するための手段】これら及び他の目的を達
成するために、本発明では、非順応性の公開キーと専用
キーを用いる公開キー暗号システムをメッセージの認証
において利用するような方法及びシステムを提供する。
メッセージの認証プロトコルは、非順応性の公開キー暗
号システムとともに用いられることにより、盗聴者や詐
称者による不正に対して安全であるような認証を可能と
する。
成するために、本発明では、非順応性の公開キーと専用
キーを用いる公開キー暗号システムをメッセージの認証
において利用するような方法及びシステムを提供する。
メッセージの認証プロトコルは、非順応性の公開キー暗
号システムとともに用いられることにより、盗聴者や詐
称者による不正に対して安全であるような認証を可能と
する。
【００２１】このプロトコルは、以下の内容を含む。受
信元により受信されかつ見かけ上送信元により送信され
た第１のメッセージに対する応答において、応答者は、
送信元のものとされている公開キーで暗号化された認証
ストリングを送信する。確かにこの第１のメッセージを
送信した送信元は、その専用解読キーを用いて認証スト
リングを解読する。その後、送信元は、第１のメッセー
ジと認証ストリングとの関数である認証メッセージを送
信する。
信元により受信されかつ見かけ上送信元により送信され
た第１のメッセージに対する応答において、応答者は、
送信元のものとされている公開キーで暗号化された認証
ストリングを送信する。確かにこの第１のメッセージを
送信した送信元は、その専用解読キーを用いて認証スト
リングを解読する。その後、送信元は、第１のメッセー
ジと認証ストリングとの関数である認証メッセージを送
信する。
【００２２】上記のプロトコルは、送信元の身元の認証
を受信元へ与えるものである。なぜなら、送信元だけ
が、その公開キーを用いて暗号化したストリングを解読
できるからである。さらに、本発明による上記のプロト
コルは信頼性がある。なぜなら、暗号システムが用いた
公開キーは非順応性であるので、盗聴者や詐称者は、暗
号化された認証ストリングから認証メッセージを作成す
ることができないからである。
を受信元へ与えるものである。なぜなら、送信元だけ
が、その公開キーを用いて暗号化したストリングを解読
できるからである。さらに、本発明による上記のプロト
コルは信頼性がある。なぜなら、暗号システムが用いた
公開キーは非順応性であるので、盗聴者や詐称者は、暗
号化された認証ストリングから認証メッセージを作成す
ることができないからである。
【００２３】本発明は、基本的には方法として開示され
るが、当業者であれば、ＣＰＵ、メモリ、入出力装置、
プログラム記憶装置、接続バス、及び他の適当な構成要
素からなる汎用的なデータ・プロセッサ等の装置を、本
発明の方法を容易に実施するべくプログラムできること
あるいは設計できることは自明のことであろう。このよ
うなプロセッサは、本発明の方法を実行するための適切
なプログラム手段を備えているであろう。さらに、デー
タ処理システムとともに使用される予め記録されたディ
スク又は他の類似のコンピュータ・プログラム製品など
の工業製品として、本発明の方法を容易に実施するべく
データ処理システムに対して命令するための記憶媒体及
びその上に記録されたプログラム手段を含めることもで
きる。このような装置及び工業製品もまた、本発明の範
疇に含まれることは当然である。
るが、当業者であれば、ＣＰＵ、メモリ、入出力装置、
プログラム記憶装置、接続バス、及び他の適当な構成要
素からなる汎用的なデータ・プロセッサ等の装置を、本
発明の方法を容易に実施するべくプログラムできること
あるいは設計できることは自明のことであろう。このよ
うなプロセッサは、本発明の方法を実行するための適切
なプログラム手段を備えているであろう。さらに、デー
タ処理システムとともに使用される予め記録されたディ
スク又は他の類似のコンピュータ・プログラム製品など
の工業製品として、本発明の方法を容易に実施するべく
データ処理システムに対して命令するための記憶媒体及
びその上に記録されたプログラム手段を含めることもで
きる。このような装置及び工業製品もまた、本発明の範
疇に含まれることは当然である。
【００２４】
【実施例】以下の説明の内容は、任意の通信システムに
適用可能である。送信元が受信元にメッセージを送り、
そのメッセージの送信元が認証される。そして、受信元
に対して送信元からのように装って誤情報メッセージを
送ろうとする詐称者は、その行為を実行できない。通信
媒体並びに送信元、受信元及び詐称者の詳細な特性は、
本発明にとって本質的なものではない。図１は、送信元
Ｓ、受信元Ｒ、及び詐称者Ｂを含むようなシステムを概
略的に示すブロック図である。
適用可能である。送信元が受信元にメッセージを送り、
そのメッセージの送信元が認証される。そして、受信元
に対して送信元からのように装って誤情報メッセージを
送ろうとする詐称者は、その行為を実行できない。通信
媒体並びに送信元、受信元及び詐称者の詳細な特性は、
本発明にとって本質的なものではない。図１は、送信元
Ｓ、受信元Ｒ、及び詐称者Ｂを含むようなシステムを概
略的に示すブロック図である。
【００２５】本発明によるメッセージ認証技術は、公開
キー暗号システムの利用を含む。公開キー暗号システム
は、DiffieとHellmanによる「New Directions in Crypt
ography」I.E.E.E Transactions on Information Theor
y, Vol. IT-22, No.6, pp.644-54(Nov. 1976)において
初めて提示された。
キー暗号システムの利用を含む。公開キー暗号システム
は、DiffieとHellmanによる「New Directions in Crypt
ography」I.E.E.E Transactions on Information Theor
y, Vol. IT-22, No.6, pp.644-54(Nov. 1976)において
初めて提示された。
【００２６】複数の通信ノードによって操作可能な公開
キー暗号システムにおいては、各ノードＡごとに、他の
全てのノードが認知している公開暗号化キーＥＡが存在
する。各公開暗号化キーＥＡは、それぞれのノードＡへ
送られるメッセージを暗号化するための手順を記述して
いる。各公開暗号化キーごとに、その各ノードのみが認
知している対応する専用解読キーが存在しかつこの専用
解読キーは公開暗号化キーが与えられたとしても推定す
ることができない。従って、もしメッセージが公開暗号
化キーＥＡを用いて暗号化されたならば、他のいずれの
ノードもその暗号化されたメッセージを受信できるにも
拘らず、ノードＡのみがそれを解読することができる。
一旦そのメッセージが暗号化されたならば、その送信ノ
ードでさえもそのメッセージを解読することはできな
い。
キー暗号システムにおいては、各ノードＡごとに、他の
全てのノードが認知している公開暗号化キーＥＡが存在
する。各公開暗号化キーＥＡは、それぞれのノードＡへ
送られるメッセージを暗号化するための手順を記述して
いる。各公開暗号化キーごとに、その各ノードのみが認
知している対応する専用解読キーが存在しかつこの専用
解読キーは公開暗号化キーが与えられたとしても推定す
ることができない。従って、もしメッセージが公開暗号
化キーＥＡを用いて暗号化されたならば、他のいずれの
ノードもその暗号化されたメッセージを受信できるにも
拘らず、ノードＡのみがそれを解読することができる。
一旦そのメッセージが暗号化されたならば、その送信ノ
ードでさえもそのメッセージを解読することはできな
い。
【００２７】最初にDiffieらによって提示された公開キ
ー暗号システムは、底ｑの対数を計算する困難さに基づ
いていた。ｑは、フィールドを構築する素数個のエレメ
ントである。ｂビットの数として表現できる量に対し
て、ｑは２ｂよりもわずかに小さい素数であるが、Diff
ieらの文献に記載されたキーを用いる暗号化又は解読
は、多くとも２ｂ ｍｏｄ ｑ回の乗算を行う指数演算
を要するだけである。しかしながら、キーなしで暗号文
を解読するには、２（ｂ／２）回の操作を伴う対数演算
を必要とする。そのため、それぞれのキーを認知してい
る当事者による正当な暗号化又は解読において、その暗
号文解読には、指数関数的に増大する演算労力が要求さ
れる。
ー暗号システムは、底ｑの対数を計算する困難さに基づ
いていた。ｑは、フィールドを構築する素数個のエレメ
ントである。ｂビットの数として表現できる量に対し
て、ｑは２ｂよりもわずかに小さい素数であるが、Diff
ieらの文献に記載されたキーを用いる暗号化又は解読
は、多くとも２ｂ ｍｏｄ ｑ回の乗算を行う指数演算
を要するだけである。しかしながら、キーなしで暗号文
を解読するには、２（ｂ／２）回の操作を伴う対数演算
を必要とする。そのため、それぞれのキーを認知してい
る当事者による正当な暗号化又は解読において、その暗
号文解読には、指数関数的に増大する演算労力が要求さ
れる。
【００２８】しかしながら、対数計算に依存しているの
で、昇順の平文に対応する暗号文もまた、それぞれ昇順
となることになる。従って、汎用的なDiffieらの公開キ
ー暗号法は順応性を有しており、前述のような侵害を受
けやすい。本発明においては、非順応的な暗号システム
を使用することによりこの欠点が克服される。任意の非
順応的な暗号システムを本発明において用いることがで
きるが、好適な非順応暗号システムとしては、引用する
Dlevらの「非順応暗号法」の第４章に記述がある。
で、昇順の平文に対応する暗号文もまた、それぞれ昇順
となることになる。従って、汎用的なDiffieらの公開キ
ー暗号法は順応性を有しており、前述のような侵害を受
けやすい。本発明においては、非順応的な暗号システム
を使用することによりこの欠点が克服される。任意の非
順応的な暗号システムを本発明において用いることがで
きるが、好適な非順応暗号システムとしては、引用する
Dlevらの「非順応暗号法」の第４章に記述がある。
【００２９】Diffieらは、認証の問題を論じており、一
方向性の認証システムを提案している。これによれば、
送信元が送信元の専用キーを用いることにより、送られ
るメッセージを「解読する」ものである。そして、受信
元は、送信元の公開キーを用いてその「解読された」メ
ッセージを「暗号化する」ことによりそのメッセージを
本来の形に復元する。送信元のみがその送信元の専用キ
ーを用いることができたはずであるから、その送信元の
公開キーを用いてそのメッセージを復元することは、そ
の送信元がそのメッセージを送ったということの証明と
なる。
方向性の認証システムを提案している。これによれば、
送信元が送信元の専用キーを用いることにより、送られ
るメッセージを「解読する」ものである。そして、受信
元は、送信元の公開キーを用いてその「解読された」メ
ッセージを「暗号化する」ことによりそのメッセージを
本来の形に復元する。送信元のみがその送信元の専用キ
ーを用いることができたはずであるから、その送信元の
公開キーを用いてそのメッセージを復元することは、そ
の送信元がそのメッセージを送ったということの証明と
なる。
【００３０】しかしながら、Diffieらの暗号法は順応的
であるために、メッセージが、実際には詐称者によって
送られたものであるのに誤って所与の送信元からのもの
であるかのように「認証されてしまう」ような侵害に対
して弱い傾向がある。
であるために、メッセージが、実際には詐称者によって
送られたものであるのに誤って所与の送信元からのもの
であるかのように「認証されてしまう」ような侵害に対
して弱い傾向がある。
【００３１】適切な非順応的な暗号システムがあれば、
本発明の方法は図２の流れ図に示すように機能する。図
２の各ステップは、送信元Ｓと受信元Ｒとの間の通信ト
ラフィックを示している。その目的は、ＳからＲへ送ら
れるデータ・メッセージｍを認証することである。
本発明の方法は図２の流れ図に示すように機能する。図
２の各ステップは、送信元Ｓと受信元Ｒとの間の通信ト
ラフィックを示している。その目的は、ＳからＲへ送ら
れるデータ・メッセージｍを認証することである。
【００３２】第１のステップ２において、送信元Ｓは、
Ｓがデータ・メッセージｍの認証を望んでいることを示
す認証要求メッセージを送る。この認証要求メッセージ
は、その中にデータ・メッセージｍ自体を含んでいても
よく、あるいは、送信元Ｓと受信元Ｒをサポートする通
信システムについて用いる適切な命令フォーマットやプ
ロトコルに従った命令メッセージであってもよい。後者
の場合、データ・メッセージｍ自体は別に送られる。実
際には、認証要求メッセージは、「私はＳであり、私が
あなたへ送ろうとしているデータ・メッセージＭを認証
したい」という文になる。
Ｓがデータ・メッセージｍの認証を望んでいることを示
す認証要求メッセージを送る。この認証要求メッセージ
は、その中にデータ・メッセージｍ自体を含んでいても
よく、あるいは、送信元Ｓと受信元Ｒをサポートする通
信システムについて用いる適切な命令フォーマットやプ
ロトコルに従った命令メッセージであってもよい。後者
の場合、データ・メッセージｍ自体は別に送られる。実
際には、認証要求メッセージは、「私はＳであり、私が
あなたへ送ろうとしているデータ・メッセージＭを認証
したい」という文になる。
【００３３】ステップ４において、受信元Ｒは、好適に
は送信元の公開キーＥＳをもちいて暗号化されたランダ
ムなストリングｓｔである応答メッセージを送ることに
より応答する。このストリングｓｔは、好適にはランダ
ムに選ばれるか、又は何らかの所定の形式に基づいてい
てもよい。例えば、ストリングｓｔが日付や時刻のスタ
ンプに関係する等である。
は送信元の公開キーＥＳをもちいて暗号化されたランダ
ムなストリングｓｔである応答メッセージを送ることに
より応答する。このストリングｓｔは、好適にはランダ
ムに選ばれるか、又は何らかの所定の形式に基づいてい
てもよい。例えば、ストリングｓｔが日付や時刻のスタ
ンプに関係する等である。
【００３４】最後にステップ６において、送信元Ｓが、
受信元Ｒに認証メッセージを送り、そのメッセージから
受信元Ｒは、データ・メッセージｍの送信元の身元が、
実際に送信元Ｓであることを確認できる。本発明の好適
例では、認証メッセージがＡｕｔｈ（ｍ，ｓｔ）の形式
であり、この中でＡｕｔｈは、送信元Ｓと受信元Ｒとの
間で互いに同意した関数である。好適には、Ａｕｔｈ
は、認証されるメッセージｍ等のメッセージとｓｔ等の
ストリングとを独立変数とする、容易に計算される関数
である。関数Ａｕｔｈは、好適には、短いストリングの
形式の計算結果を生成する。これは、実際に送信元Ｓか
ら受信元Ｒへ送られる計算結果、又は短いストリングで
ある。任意の異なる２つのストリングｓｔとｓｔ′に対
して、Ａｕｔｈ（ｍ，ｓｔ）がＡｕｔｈ（ｍ，ｓｔ′）
と等しくなる可能性は、僅かであるべきである。
受信元Ｒに認証メッセージを送り、そのメッセージから
受信元Ｒは、データ・メッセージｍの送信元の身元が、
実際に送信元Ｓであることを確認できる。本発明の好適
例では、認証メッセージがＡｕｔｈ（ｍ，ｓｔ）の形式
であり、この中でＡｕｔｈは、送信元Ｓと受信元Ｒとの
間で互いに同意した関数である。好適には、Ａｕｔｈ
は、認証されるメッセージｍ等のメッセージとｓｔ等の
ストリングとを独立変数とする、容易に計算される関数
である。関数Ａｕｔｈは、好適には、短いストリングの
形式の計算結果を生成する。これは、実際に送信元Ｓか
ら受信元Ｒへ送られる計算結果、又は短いストリングで
ある。任意の異なる２つのストリングｓｔとｓｔ′に対
して、Ａｕｔｈ（ｍ，ｓｔ）がＡｕｔｈ（ｍ，ｓｔ′）
と等しくなる可能性は、僅かであるべきである。
【００３５】さらに、ｍ、ｓｔ、及び計算結果もしくは
短いストリングが与えられた場合に、Ａｕｔｈ（ｍ，ｓ
ｔ）が送信元Ｓから受信元Ｒに送られた認証メッセージ
に等しいことを受信元Ｒが容易に確認できることが望ま
しい。従って、受信元Ｒが受信した認証メッセージが、
既に受信済のデータ・メッセージｍと受信元Ｒが送信元
Ｓへ送ったストリングｓｔとのＡｕｔｈ関数に一致する
ことを受信元Ｒが確認したとき、それによって受信元Ｒ
は、データ・メッセージｍの送信元が実際に送信元Ｓで
あることを確認する。
短いストリングが与えられた場合に、Ａｕｔｈ（ｍ，ｓ
ｔ）が送信元Ｓから受信元Ｒに送られた認証メッセージ
に等しいことを受信元Ｒが容易に確認できることが望ま
しい。従って、受信元Ｒが受信した認証メッセージが、
既に受信済のデータ・メッセージｍと受信元Ｒが送信元
Ｓへ送ったストリングｓｔとのＡｕｔｈ関数に一致する
ことを受信元Ｒが確認したとき、それによって受信元Ｒ
は、データ・メッセージｍの送信元が実際に送信元Ｓで
あることを確認する。
【００３６】本発明において本質的ではないが、受信元
Ｒの公開キーが、（暗号化されたデータ・メッセージｍ
が別に送られると仮定して）認証要求メッセージ及び認
証メッセージＡｕｔｈ（ｍ，ｓｔ）を暗号化するべく送
信元Ｓによって用いられることが好ましい。
Ｒの公開キーが、（暗号化されたデータ・メッセージｍ
が別に送られると仮定して）認証要求メッセージ及び認
証メッセージＡｕｔｈ（ｍ，ｓｔ）を暗号化するべく送
信元Ｓによって用いられることが好ましい。
【００３７】送信元Ｓを装う詐称者Ｂによる企みを阻止
するために、公開暗号化キーＥＳは、非順応的でなけれ
ばならない。そうでないと、この認証シーケンスは、例
えばマフィア・スキャムによる侵害を受けやすくなって
しまう。このようなスキャムは、図３の流れ図に示され
ている。
するために、公開暗号化キーＥＳは、非順応的でなけれ
ばならない。そうでないと、この認証シーケンスは、例
えばマフィア・スキャムによる侵害を受けやすくなって
しまう。このようなスキャムは、図３の流れ図に示され
ている。
【００３８】ここで、送信元Ｓがデータ・メッセージｍ
を受信元Ｒへ送ろうとしており、そして詐称者Ｂが送信
元Ｓのメッセージｍの替わりに誤情報メッセージｍ′を
受信元Ｒへ送ろうとしかつｍ′が送信元Ｓからのもので
あるかのように認証しようとしている場合を想定する。
誤情報メッセージｍ′は、データ・メッセージｍと何ら
かの関係をもっており、すなわちｍ′＝ｆ（ｍ）であ
る。この説明の目的のために、送信元Ｓの公開キーＥＳ
は順応的であるとしているので、ＥＳ（ｓｔ′）とｍと
ｍ′とが与えられたならば、詐称者Ｂが、ｓｔとｓｔ′
との間に関係があるようにＥＳ（ｓｔ）を容易に計算す
ることができるのは当然である。
を受信元Ｒへ送ろうとしており、そして詐称者Ｂが送信
元Ｓのメッセージｍの替わりに誤情報メッセージｍ′を
受信元Ｒへ送ろうとしかつｍ′が送信元Ｓからのもので
あるかのように認証しようとしている場合を想定する。
誤情報メッセージｍ′は、データ・メッセージｍと何ら
かの関係をもっており、すなわちｍ′＝ｆ（ｍ）であ
る。この説明の目的のために、送信元Ｓの公開キーＥＳ
は順応的であるとしているので、ＥＳ（ｓｔ′）とｍと
ｍ′とが与えられたならば、詐称者Ｂが、ｓｔとｓｔ′
との間に関係があるようにＥＳ（ｓｔ）を容易に計算す
ることができるのは当然である。
【００３９】マフィア・スキャム交換は、図３に示すよ
うに行われる。ステップ８において、送信元Ｓは、デー
タ・メッセージｍを認証するべく受信元Ｒに向けて認証
要求を送る。この要求は、詐称者Ｂにより遮断される。
ステップ１０において、詐称者Ｂは、送信元Ｓであるか
のように装って誤情報メッセージｍ′の認証を要求する
べく受信元Ｒへ認証要求を送る。ｍ′はｍと所与の関係
を有している。
うに行われる。ステップ８において、送信元Ｓは、デー
タ・メッセージｍを認証するべく受信元Ｒに向けて認証
要求を送る。この要求は、詐称者Ｂにより遮断される。
ステップ１０において、詐称者Ｂは、送信元Ｓであるか
のように装って誤情報メッセージｍ′の認証を要求する
べく受信元Ｒへ認証要求を送る。ｍ′はｍと所与の関係
を有している。
【００４０】ステップ１２において、受信元Ｒは、送信
元Ｓの公開キーを用いて暗号化されたストリングｓｔ′
を送ることによって詐称者Ｂの要求に応答する。Ｂはこ
の暗号化されたストリングを解読することはできない。
もし、本発明に従い、送信元Ｓの公開キーが非順応的で
あったならば、ｍ′を認証しようとする詐称者Ｂの企み
は、この時点から先へ進むことはできない（ステップ１
４）。詐称者Ｂの企みは打破され、本発明による方法
は、通信の安全性を維持することを達成する（ステップ
１４）。
元Ｓの公開キーを用いて暗号化されたストリングｓｔ′
を送ることによって詐称者Ｂの要求に応答する。Ｂはこ
の暗号化されたストリングを解読することはできない。
もし、本発明に従い、送信元Ｓの公開キーが非順応的で
あったならば、ｍ′を認証しようとする詐称者Ｂの企み
は、この時点から先へ進むことはできない（ステップ１
４）。詐称者Ｂの企みは打破され、本発明による方法
は、通信の安全性を維持することを達成する（ステップ
１４）。
【００４１】しかしながら、もし送信元Ｓの公開キーが
順応的であったならば、詐称者Ｂは、ＥＳ（ｓｔ′）を
操作して暗号化されたメッセージＥＳ（ｓｔ）を作成す
ることができる。その場合、容易に計算できる関数ｇに
ついて、Ａｕｔｈ（ｍ′，ｓｔ′）＝ｇ（Ａｕｔｈ
（ｍ，ｓｔ））である。ステップ１５において、詐称者
ＢはＥＳ（ｓｔ）を送信元Ｓへ送る。
順応的であったならば、詐称者Ｂは、ＥＳ（ｓｔ′）を
操作して暗号化されたメッセージＥＳ（ｓｔ）を作成す
ることができる。その場合、容易に計算できる関数ｇに
ついて、Ａｕｔｈ（ｍ′，ｓｔ′）＝ｇ（Ａｕｔｈ
（ｍ，ｓｔ））である。ステップ１５において、詐称者
ＢはＥＳ（ｓｔ）を送信元Ｓへ送る。
【００４２】それからステップ１６において、送信元Ｓ
は、Ａｕｔｈ（ｍ，ｓｔ）を送ることによって認証を完
了しようとする。ここで再び、詐称者Ｂはこのメッセー
ジを遮断し、関数ｇをこれに適用してＡｕｔｈ（ｍ′，
ｓｔ′）を作成する。そして、ステップ１８において、
これを受信元Ｒへ送る。そこで、受信元Ｒが、送信元Ｓ
が誤情報メッセージｍ′を認証したものと信じてしまう
ため、詐称者Ｂは、そのマフィア・スキャムに成功す
る。
は、Ａｕｔｈ（ｍ，ｓｔ）を送ることによって認証を完
了しようとする。ここで再び、詐称者Ｂはこのメッセー
ジを遮断し、関数ｇをこれに適用してＡｕｔｈ（ｍ′，
ｓｔ′）を作成する。そして、ステップ１８において、
これを受信元Ｒへ送る。そこで、受信元Ｒが、送信元Ｓ
が誤情報メッセージｍ′を認証したものと信じてしまう
ため、詐称者Ｂは、そのマフィア・スキャムに成功す
る。
【００４３】しかしながら、マフィア・スキャムの成功
は、送信元Ｓの公開キーＥＳが順応的であることにかか
っている。もし、本発明に従い、公開キーが順応的でな
ければ、詐称者Ｂが、ＥＳ（ｓｔ′）からＥＳ（ｓｔ）
を作成することは不可能になり、マフィア・スキャムは
失敗する。よって、本発明は、この認証シーケンスを侵
害から保護することにおいて有益である。
は、送信元Ｓの公開キーＥＳが順応的であることにかか
っている。もし、本発明に従い、公開キーが順応的でな
ければ、詐称者Ｂが、ＥＳ（ｓｔ′）からＥＳ（ｓｔ）
を作成することは不可能になり、マフィア・スキャムは
失敗する。よって、本発明は、この認証シーケンスを侵
害から保護することにおいて有益である。
【００４４】以上において、本発明の好適例について詳
細に説明したが、特許請求の範囲で定められる本発明の
範囲から逸脱することなくこれらの実施例に対して変更
や付加が可能であることは当業者であれば自明であろ
う。
細に説明したが、特許請求の範囲で定められる本発明の
範囲から逸脱することなくこれらの実施例に対して変更
や付加が可能であることは当業者であれば自明であろ
う。
【００４５】
【発明の効果】本発明は、非順応性の公開キーと専用キ
ーを用いる公開キー暗号システムをメッセージの認証に
おいて利用するような方法及びシステムを提供するの
で、メッセージの認証プロトコルは、非順応性の公開キ
ー暗号システムとともに用いられることにより、盗聴者
や詐称者による不正に対して安全であるような認証を可
能とする。
ーを用いる公開キー暗号システムをメッセージの認証に
おいて利用するような方法及びシステムを提供するの
で、メッセージの認証プロトコルは、非順応性の公開キ
ー暗号システムとともに用いられることにより、盗聴者
や詐称者による不正に対して安全であるような認証を可
能とする。
【図１】２つの通信装置Ｓ及びＲ、並びに詐称する者Ｂ
を示すシステム・ブロック図である。
を示すシステム・ブロック図である。
【図２】本発明による認証シーケンスのためのメッセー
ジ交換を示す流れ図である。
ジ交換を示す流れ図である。
【図３】第三者が送信元から発せられたものでないメッ
セージを認証しようと試みる場合における送信元と受信
元との間の認証シーケンスのためのメッセージ交換を示
す流れ図である。
セージを認証しようと試みる場合における送信元と受信
元との間の認証シーケンスのためのメッセージ交換を示
す流れ図である。
フロントページの続き
(72)発明者 シンシア・ドワーク
アメリカ合衆国94301、カリフォルニア
州、パロ・アルト、エベレット・アベニ
ュー 379
(72)発明者 シメオン・ナオール
イスラエル69122、テルアビブ、アパー
トメント・ファイブ、ベイト・ズビフ
５
(56)参考文献 特開 平１−133092（ＪＰ，Ａ)
特開 平４−91531（ＪＰ，Ａ)
特開 平５−12321（ＪＰ，Ａ)
Ｄ．Ｄｏｌｅｖ 他２名著”Ｎｏｎ−
Ｍａｌｌｅａｂｌｅ Ｃｒｙｐｔｏｇｒ
ａｐｈｙ”Ｐｒｏｃｅｅｄｉｎｇｓ ｏ
ｆ ｔｈｅ 23ｒｄ Ａｎｎｕａｌ Ａ
ＣＭ Ｓｙｍｐｏｓｉｕｍ ｏｎ ｔｈ
Ｔｈｅｏｒｙ ｏｆ Ｃｏｍｐｕｔｉ
ｎｇ，1991，Ｖｏｌ．23，Ｐ542〜552
Claims (4)
- 【請求項１】通信ノードＳにおいて、 通信媒体を介して他の通信ノードとの間でメッセージを
送受信する手段と、前記 他の通信ノードの中の特定の１つである通信ノード
Ｒによって受信されかつ前記通信ノードＲの公開キーＥ
Ｒ を用いて暗号化されているデータ・メッセージＭ
が、前記通信ノードＳによって送られたことを確認する
確認手段とを有し、 前記確認手段が、 (i) 前記通信ノードＲから、前記通信ノードＳの非順
応公開キーＥＳ を用いて暗号化された認証ストリング
ｓｔを受信する手段と、 (ii) 前記認証ストリングｓｔを解読する手段と、 (iii) メッセージ変数とストリング変数とが与えられた
場合に計算結果を生成しかつ任意の異なる２つのストリ
ング変数に対して同じ計算結果を生じる可能性が僅かで
あるような関数Ａｕｔｈにより、認証メッセージＡｕｔ
ｈ（Ｍ，ｓｔ）を作成する手段と、 (iv) 前記計算結果Ａｕｔｈ（Ｍ，ｓｔ）を前記通信ノ
ードＲの公開キーＥ Ｒ を用いて暗号化された認証メッ
セージとして前記通信ノードＲへ伝送する手段と、 を含み、 前記認証メッセージＡｕｔｈ（Ｍ，ｓｔ）は平文の前記
認証ストリングｓｔにアクセスできる者によってのみ作
成できた筈であるという事実、及び前記通信ノードＳだ
けが前記通信ノードＳの非順応公開キーＥ Ｓ を用いて
暗号化された前記認証ストリングｓｔを解読できる筈で
あるという事実に基づいて、前記通信ノードＳが前記デ
ータ・メッセージＭの真正な送信元であることを前記通
信ノードＲに証明する事を特徴とする通信ノードＳ。 - 【請求項２】通信ノードＲにおいて、 通信媒体を介して他の通信ノードとの間でメッセージを
送受信する手段と、前記 通信ノードＲによって受信され、前記通信ノードＲ
の公開キーＥＲを用いて暗号化されかつ前記他の通信ノ
ードの１つである通信ノードＳの身元を示すデータ・メ
ッセージＭが、前記通信ノードＳによって送られたこと
を確認する確認手段とを有し、 前記確認手段が、 (i) 前記通信ノードＳの非順応公開キーＥＳを用いて
暗号化された認証ストリングｓｔを伝送する手段と、 (ii) メッセージ変数とストリング変数とが与えられた
場合に計算結果を生成しかつ任意の異なる２つのストリ
ング変数に対して同じ計算結果を生じる可能性が僅かで
あるような関数Ａｕｔｈにより、認証メッセージＡｕｔ
ｈ（Ｍ，ｓｔ）を作成する手段と、 (iii) 認証メッセージを受信する手段と、 (iv) 前記受信された認証メッセージが、前記作成する
手段において作成された認証メッセージＡｕｔｈ（Ｍ，
ｓｔ）に一致することを確認する手段と、 (v) 前記認証メッセージＡｕｔｈ（Ｍ，ｓｔ）は平文
の前記認証ストリングｓｔにアクセスできる者によって
のみ作成できた筈であるという事実、及び前記通信ノー
ドＳだけが前記通信ノードＳの非順応公開キーＥ Ｓ を用
いて暗号化された前記認証ストリングｓｔを解読できる
筈であるという事実に基づいて、前記通信ノードＳが前
記データ・メッセージＭの真正な送信元であることを前
記通信ノードＲに証明する手段と、 を含む通信ノードＲ。 - 【請求項３】前記認証ストリングｓｔが、ランダムなス
トリングである請求項１に記載の通信ノードＳ。 - 【請求項４】前記認証ストリングｓｔが、ランダムなス
トリングである請求項２に記載の通信ノードＲ。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US175024 | 1988-03-30 | ||
| US08/175,024 US5539826A (en) | 1993-12-29 | 1993-12-29 | Method for message authentication from non-malleable crypto systems |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH07212357A JPH07212357A (ja) | 1995-08-11 |
| JP3504988B2 true JP3504988B2 (ja) | 2004-03-08 |
Family
ID=22638519
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP28469794A Expired - Fee Related JP3504988B2 (ja) | 1993-12-29 | 1994-11-18 | 非順応暗号システムによりメッセージ認証を行う通信ノード |
Country Status (4)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5539826A (ja) |
| EP (1) | EP0661845B1 (ja) |
| JP (1) | JP3504988B2 (ja) |
| DE (1) | DE69431426T2 (ja) |
Families Citing this family (25)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6615348B1 (en) | 1999-04-16 | 2003-09-02 | Intel Corporation | Method and apparatus for an adapted digital signature |
| US6356935B1 (en) | 1998-08-14 | 2002-03-12 | Xircom Wireless, Inc. | Apparatus and method for an authenticated electronic userid |
| US6085321A (en) | 1998-08-14 | 2000-07-04 | Omnipoint Corporation | Unique digital signature |
| US6507656B1 (en) * | 1999-01-27 | 2003-01-14 | Lucent Technologies Inc. | Non malleable encryption apparatus and method |
| JP4434465B2 (ja) * | 1999-11-16 | 2010-03-17 | キヤノン株式会社 | 通信装置及び方法並びに記憶媒体 |
| FI112418B (fi) * | 2000-02-01 | 2003-11-28 | Nokia Corp | Menetelmä datan eheyden tarkastamiseksi, järjestelmä ja matkaviestin |
| US20040186996A1 (en) * | 2000-03-29 | 2004-09-23 | Gibbs Benjamin K. | Unique digital signature |
| US6732101B1 (en) * | 2000-06-15 | 2004-05-04 | Zix Corporation | Secure message forwarding system detecting user's preferences including security preferences |
| US8972717B2 (en) | 2000-06-15 | 2015-03-03 | Zixcorp Systems, Inc. | Automatic delivery selection for electronic content |
| US7373507B2 (en) * | 2000-08-10 | 2008-05-13 | Plethora Technology, Inc. | System and method for establishing secure communication |
| US20020046350A1 (en) * | 2000-09-14 | 2002-04-18 | Lordemann David A. | Method and system for establishing an audit trail to protect objects distributed over a network |
| US7353204B2 (en) * | 2001-04-03 | 2008-04-01 | Zix Corporation | Certified transmission system |
| DE10118267A1 (de) * | 2001-04-12 | 2002-10-24 | Bosch Gmbh Robert | Verfahren zur Authentifizierung eines Anwenders bei einem Zugang zu einem softwarebasierten System über ein Zugangsmedium |
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