JPH01212040A

JPH01212040A - 鍵共有方式

Info

Publication number: JPH01212040A
Application number: JP63035162A
Authority: JP
Inventors: Atsushi Shinpo; 淳新保; Shinichi Kawamura; 信一川村
Original assignee: Toshiba Corp
Current assignee: Toshiba Corp
Priority date: 1988-02-19
Filing date: 1988-02-19
Publication date: 1989-08-25

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】〔発明の目的〕（産業上の利用分野）本発明は、暗号で通信相手奄情報交換を行なう場合に暗
号化通信用の同一鍵を共有する鍵共有方式に関する。

（従来の技術）Ｄ　Ｅ　Ｓ　（ＤａＴａ　Ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ　５ｔ
ａｎｄａｒｄ）等の慣用暗号を用いて暗号化通信を行な
うには１通信相手と同一の鍵を共有する必要がある。こ
のとき第３者に鍵が漏れたり、第３者が通信相手になり
すまして鍵を共有する。ことは防止されなければならな
い。

そのために１通信者識別情報（ＩＤ）を相手確認に利用
し、通信ネットワーク上で鍵共有に必要な情報を交換す
る。このように鍵を共有する方式として、ＩＤ情報に基
づく鍵共有方式がＩＥＥＥ！　ＧＬＯＢＡＬ置ＥＣＯＭ
ＵＮＩＣＡＴＩＯＮＳ　Ｃ０ＮＦＥＲＥＮＣＥ　　１９
８７　ＰＰ、１０８−１１１に記載されている。　この
方式は、信頼できるセンターと暗号化通信を利用する複
数のユーザ（通信装置等）からなるシステムに適用され
る。尚この方式は、ユーザのシステム加入時のセンター
の処理とシステムに加入しているユーザ間の鍵共有の２
つの手続きからなる。

まず、センターによるユーザ秘密情報の発行について以
下に説明する。第５図には、この流れ図が示されている
。同図を用いて説明する。センターは、あらかじめ二つ
の大きな素数ｐ、ｑとその積ｎを生成させる。さらにＲ
８Ａ暗号用の暗号化１１１ｅは（ｅは３以上の整数）と
復号鍵ｄを作成し、ｅとｎは公開しておく、さらに、有
限体ＯＦ　（ｐ）、ＯＦ　（ｑ）上の原始根αを作成し
、公開にする。以下の演算は全てｎを法として行なう、
ユーザ識別情報ＩＤｔ（ｉ＝１．２．・・・）の逆数に
Ｒ８Ａ暗号の復号変換を用いてユーザ秘密情報ｓ、　＝
　ＩＤ、を作成する。このＳ、をユーザｉに発行する。

次に、ユーザｉとユーザｊの鍵共有手順を以下に説明す
る。第４図に、この手順の流れ図を示しておいた。同図
を用いて説明する。尚、ユーザｉとユーザｊの手順のう
ちユーザｉの手順を−（列として述べる。まず、互いの
ユーザｌｅｊにおいてＩＤを交換した後、乱数Ｒ，を生
成し、原子種αと秘密情報Ｓｔを用いて、次式のＸ、を
求める。

ｘＬ＝ｓ、・α このＸＬとよりｉをユーザｊに送信する。ユーザｊも同
様の手続きによりＸ、を作成し、　ＸＪとＩＤＪをユー
ザｉに送信する。

ユーザｉは、受信したＸＪをｅ乗して、ＩＤｊを乗する
ことによりＸＪからＩＤｊを分離し、残ったデータとＲ
，から次式の計算をし、得られたデータを鍵とする。

Ｋ　＝　（ＸＪ・ＩＤＪ）　　＝α ユーザｊも同様の計算をして鍵を得る。

この方式は、公開情報リストが不要であること。

公開情報ｎは全ユーザに共通で相手毎に変える必要がな
いこと、通信相手が同じでも鍵は毎回具なること等の特
長をもつ。ただしＲＳＡ暗号を利用しているために、鍵
共有に際し、０回の８き乗計算が必要となり、ユーザの
処理量が多くなるという欠点がある。

（発明が解決しようとする課題）以上述べてきたように、Ｒ５Ａ暗号を利用しているため
に、秘密情報の計算に０回のべき乗計算を必要としてい
た。このために、ユーザ処理量が多くなってしまうとい
う欠点があった。

本発明は、以上の点に鑑みてなされたもので。

Ｒａｂｉｎ暗号を利用することにより、ユーザ処理量の
軽減を実現する鍵共有方式を提供することを目的とする
。

〔発明の構成〕

（課題を解決するための手段）上記目的を達成するために本発明においては、暗号化通
信を利用する複数の通信装置と暗号化通信を提供するセ
ンターが有り、任意の二つの通信装置間で鍵情報を共有
する方式において、センターは、二つの素数ｐ、ｑとこ
のｐ、ｑの積ｎを生成し、ｎを法とする代数系で平方根
が存在する装置識別番号を作成する装置識別番号生成手
段と。

前記装置識別番号の平方根を求める装置秘密番号生成手
段と、任意の二つの通信装置夫々に装置識別番号と装置
秘密番号を伝送する番号伝送手段とを具備し、任意の二
つの通信装置は夫々、乱数を生成させる乱数生成手段と
、装置秘密番号と乱数を合成する合成手段と、この合成
手段の出力値及び装置識別番号を任意の二つの通信装置
間で交換させる情報伝送手段と、この合成手段の出力値
と装置識別番号と乱数を所定の式に代入して鍵情報を作
成する鍵情報生成手段とを具備していることを特徴とす
るものである。

（作　　用）センターは、素数Ｐｅ　ｑの積ｎを法とする代数系で装
置識別番号生成手段により装置識別番号を作成する。装
置秘密番号生成手段によりこの装置識別番号の平方根を
求めて装置秘密番号を作成する。センターは、この装置
識別番号と装置秘密番号を二つの通信装置に発行する。

二つの通信装置は夫々、乱数生成手段により乱数を生成
ミせ１合成手段によりこの乱数と装置秘密番号を合成さ
せる。この合成手段の出力値と装置識別番号を二つの通
信装置間で情報伝送手段によりお互いに交換させる。そ
して、合成手段の出力値と装置識別番号と乱数を所定の
式に代入させて鍵情報生成手段により鍵情報を作成する
１以上の手順により、各り真の通信装置か否か確認でき
る。

（実　施　例）以下、図面を参照して本発明の一実施例を説明する。

本方式は、信頼できるセンターと複数のユーザで構成さ
れるシステムに適用される。なお、ここでいう「ユーザ
」およびｒセンター」に必要となる機能は、情報の機憶
手段と送受信手段、および１０進２００桁程度の整数に
対する演算手段、アルゴリズムに沿って処理をすすめる
制御手段である。

したがって「ユーザ」およびｒセンター」はオペレータ
と端末の組合わせであってもよいし、物理的な装置その
ものであってもよい、前述したとおりセンターは、発行
情報を任意の二つの通信装置に提供する。そして、発行
情報を用いてこの２つの通信装置間で鍵を共有させるも
のである。

第１図に本発明の一実施例である通信装置のブロック図
を示す、ＣＰＵ３１はオペレーション制御用のプログラ
ムを含んでおり、処理の流れを制御するものである。さ
らに、「合成」演算、使用者チエツクのためにパスワー
ドの比較等も行なう。

ＲＯＭ３２は読み出し専用のメモリで、ユーザ識別情報
ＩＱ、、　Ｊ、、　五−ザ秘密情報ＳＬおよびシステム
の法の値ｎ、原始根α、正規ユーザのパスワードが記録
されている。ＲＡＭ３２は読み出し、書込みともに可能
なメモリで処理途中データの一時的な格納、最後に得ら
れる鍵の格納に用いられる。送受信部３４は相手装置と
のデータの送受信を行う部分で、入出力部３５はパスワ
ード入力や鍵情報の出力が行なわれる部分である。法ｎ
での乗算、べき乗計算はＣＰ　Ｕ３１の制御により乗算
器３６．剰余計算器３７を用いて行われる。この装置内
には、さらに・乱数を発生させるための乱数発生器３８
が存在する。センターについては図示していないカ、−
例としては、第１図中の乱数発生部３８が省略されてい
る構成となっている。

次に、本装置の内部処理手順を第２図に示されているユ
ーザ１，２の処理の流れ図、第３図に示されているセン
ターの処理の流れ図を用いて以下に説明する。

まず、第３図の流れ図から説明する。第３図はセンター
の処理手順を示したものである。センターは例えば、１
０進１００桁程度の大きな素数ｐｐ　ｑを発生し、この
二数の積ｎを求める。さらに、有限体ａ　Ｆ（ｐ）、　
ａ　Ｆ（ｑ）上の原始根αを生成する。

ｎ、αは公開し、Ｐｙ　ｑは秘密に保持する。

このｐとｑが本システムの鍵となる。以下、ユーザｉ　
（ｉ＝１．２．・・・）の秘密情報Ｓｌの発行に移る。

まず、ユーザｉの識別情報ＩＯ，に対し数ビットのパラ
メータＪｉを選定し９両者を合成したデータＶｉが平方
剰余（ｎを法とする代数系で平方根が存在すること）で
あるかどうかを判定し、平方剰余でない場合には、別の
Ｊ、を選び、Ｖｉが平方剰余になる様にＪ、を選定する
。なお、ＩＤｉとＪ工の「合成」としては、例えばＩＤ
、にＪｉを単純につなぐ方法であってもよいし、　　Ｉ
Ｄ、とＪｉを加算するような方法であってもよい、ただ
し、安全性の向上のためには１合成したＶｔ（ｉ＝　ｉ
　ｔ　２　ｅ・・・）の中に同一のものが存在しないこ
とが必要である。そして、次に法ｎでＶｉ−１を求め、
その平方根の一つの計算してＳ、を求める。この秘密情
報Ｓｉを第三者に漏れないようにして、ユーザｉに発行
する。なお、このセンターの処理はユーザの加入時、シ
ステムの鍵更新時などに行われるだけで、常時行われる
ものではない、この様に、センターは秘密情報Ｓｉを以
下に説明するユーザｉとユーザｊに伝え、この秘密情報
Ｓｔを２者間の鍵共有の情報として用いる。

次に、ユーザｉ、とユーザｊの二者間の鍵共有手順を示
した第２図を用いてユーザｉの手順を説明する。以下の
計算は全てｎを法として行なう、まず、ユーザｉはユー
ザ識別情報（ＩＤｉｅ　Ｊｔ）をユーザｊに送信し、ユ
ーザｊから送信されてきた識別情報（１０ｊ、　Ｊ　ｔ
）を受信して、お互いに合成して、ｖＪを作成する０次
に乱数Ｒ１を生成し、センターから伝えられてきた秘密
情報Ｓｔと原始根αの乱数８２乗を乗算してＸｌを作成
し、このｘｉをユーザｊに送信する。尚Ｘ、を求める式
は次式の様になる。

８工Ｘ１＝Ｓｔ・α また、ユーザｊから送信されてきたＸＪはユーザｉで受
信される。この受信されたＸＪとＶＪｙ　Ｒ１から次式
を計算して鍵とする。

Ｋ−（Ｘｊ　ｌｊ）　　＝α 情報のやりとりが確実に行われ、互いに正しい手順に従
う限り、ユーザｉとユーザｊの間では同一の鍵が共有さ
れることになる。

〔発明の効果〕

以上詳述してきたように、従来のＲ８Ａ暗号では、鍵内
の秘密情報の計算にべき乗をｅ回要していたのに対し、
本発明によれば、べき乗を２回に減少できる。従って、
鍵共有時に必要となる演算量が大幅に軽減でき、演算速
度も向上する。また、鍵が共有できるので、真の通信相
手か否か確認できる。

【図面の簡単な説明】

第１図は１本発明の一実施例を示す鍵共有装置のブロッ
ク図、第２図は、本発明の一実施例を示すフローチャー
ト、第３図は、本発明によるセンターの処理手順を示す
フローチャート、第４図は。従来例を示すフローチャート、第５図は、従来のセンタ
ーの処理手順を示すフローチャートである。３１：ＣＰＵ。３２　：　ＲＯＭ　（Ｒｅａｄ　０ｎｌｙ　Ｍｅｍｏｒ
ｙ）　。３３　：　　ＲＡ　Ｍ　（Ｒａｎｄｏｍ　　Ａｃｃｅｓ
ｓ　　Ｍｅｍｏｒｙ）。３４：送受信部、３５：入出力部。３６：乗算器、３７：剰余計算器。３８：乱数発生器。代理人　弁理士　則　近　憲　佑同　　松山光之第１図第３図第　４　図第６図手続補正書（自発）６３．５．２７昭和　　年　　月　　日

Claims

【特許請求の範囲】

（１）暗号化通信を利用する複数の通信装置と前記暗号
化通信を提供するセンターが有り、任意の二つの前記通
信装置間で鍵情報を共有する方式において、前記センタ
ーは、二つの素数ｐ、ｑとこのｐ、ｑの積ｎを生成し、
ｎを法とする代数系で平方根が存在する装置識別番号を
作成する装置識別番号生成手段と、前記装置識別番号の
平方根を求める装置秘密番号生成手段と、前記任意の二
つの通信装置夫々に前記装置識別番号と前記装置秘密番
号を伝送する番号伝送手段とを具備し、前記任意の二つ
の通信装置は夫々、乱数を生成させる乱数生成手段と、
前記装置秘密番号と前記乱数を合成する合成手段と、こ
の合成手段の出力値及び装置識別番号を前記任意の二つ
の通信装置間で交換させる情報伝送手段と、前記合成手
段の出力値と前記装置識別番号と前記乱数を所定の式に
代入して前記鍵情報を作成する鍵情報生成手段とを具備
していることを特徴とする鍵共有方式。
（２）暗号化通信は、Ｒａｂｉｎ暗号を用いていること
を特徴とする請求項１記載の鍵共有方式。