JPH02300784A - 暗号キー検証方法及び装置 - Google Patents

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】 Ａ、産業上の利用分野 本発明は、広義にはデータ処理技術に関し、より詳細に
はデータ処理における暗号の応用分野に関する。

Ｂ、従来技術及びその課題 下記の同時係属の米国特許出願が本発明に関係するもの
であり、いずれもインターナシロナル・ビジネス・マシ
ーンズ・コーポレーションに譲渡され、引用により本明
細書に合体される。

Ｂ、ブラハトル（Ｂｒａｃｈｔｌ　）他の「ステーショ
ンで確立された制御値の生成による暗号キーの制御され
た使用（Ｃｏｎｔｒｏｌｌｅｄ　Ｕｓｅ　ｏｆＣｒｙｐ
ｔｏｇｒａｐｈｉｃ　Ｋｅｙｓ　ｖｉａ　Ｇｅｎｅｒａ
ｔｉｎｇ　５ｔａｔｉｏｎｓＥｓｔａｂｌｉｓｈｅｄ　
Ｃｏｎｔｒｏｌｌｅｄ　Ｖａｌｕｅｓ）　Ｊと題する１
９８７年５月２９日付は出願第５５５０２号。

Ｓ、マチアス（Ｍａｔｙａｓ　）他の「制御ベクトルを
使用した安全なキー管理（Ｓｅｃｕｒｅ　Ｍａｎａｇｅ
ｍｅｎｔ　ｏｆＫｅｙｓ　Ｕｓｉｎｇ　Ｃｏｎｔｒｏｌ
　Ｖｅｃｔｏｒｓ）　Ｊと題する１９８８年８月１１日
付けの出願第２３１１１４号。

Ｓ、マチアス他の「制御ベクトルを使用したデータ暗号
操作（Ｄａｔａ　Ｃｒｙｐｔｏｇｒａｐｈｙ　Ｏｐｅｒ
ａｔｉｏｎｓＵｓｉｎｇ　Ｃｏｎｔｒｏｌ　Ｖｅｃｔｏ
ｒｓ）　Ｊと題する１９８８年８月１７日付けの出願第
２３３５１５号。

Ｓ、マチアス他の「制御ベクトルを使用したＰＩＮ処理
（ＰＩＮ　Ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ　Ｕｓｉｎｇ　Ｃｏｎ
ｔｒｏｌＶｅｃｔｏｒｓ）　Ｊと題する１９８８年８月
２６日付けの出願第２３７９３８号。

Ｓ、マチアス他の「拡張制御ベクトルを使用した安全な
キー管理（Ｓｅｃｕｒｅ　Ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ　ｏｆ
　ＫｅｙｓＵｓｉｎｇ　Ｅｘｔｅｎｄｅｄ　Ｃｏｎｔｒ
ｏｌ　Ｖｅｃｔｏｒｓ）　Ｊと題する１９８８年８月２
９日付けの出願第２３８０１０号。

Ｂ、ブラハトル他の「公用一方向暗号化機能に基づく修
正検出コードを使用したデータ確認（Ｄａｔａ　Ａｕｔ
ｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎ　Ｕｓｉｎｇ　Ｍｏｄｉｆｉｃ
ａｔｉｏｎＤｅｔｅｃｔｉｏｎ　Ｃｏｄｅｓ　Ｂａ５ｅ
ｄ　ｏｎ　ａ　Ｐｕｂｌｉｃ　Ｏｎｅ　ＷａｙＥｎｃｒ
ｙｐｔｉｏｎ　Ｆｕｎｃｔｉｏｎ）　Ｊと題する１９８
７年８月２８日付けの出願第９０８３３号。

Ｄ、エイブラハム（Ａｂｒａｈａｍ　）他の「外部プロ
グラミング能力をもつスマート・カードとその作成方法
（Ｓｍａｒｔ　Ｃａｒｄ　Ｈａｖｉｎｇ　Ｅｘｔｅｒｎ
ａｌ　Ｐｒｏｇｒａｍ−ｍｉｎｇ　Ｃａｐａｂｉｌｉｔ
ｙ　ａｎｄ　Ｍｅｔｈｏｄ　ｏｆ　Ｍａｋｉｎｇ　Ｓａ
ｍｅ）　Ｊと題する１９８７年１月１９日付は出願第０
０４５０１号。

Ｂ−１制御ベクトルの概念 制御ベクトルとは、暗号キーの使用属性を定義し、ある
ネットワーク装置から別の装置への暗号キーの配布を制
御するための、コンパクトなデータ構造である。制御ベ
クトルは、制御ベクトルが暗号ハードウェアに対して正
しく指定される場合にのみキーが正しく解読できるよう
に、暗号化処理によってキーに暗号的に結合される。

第１図に、上記のブラハトル他及びマチアス他の同時係
属の米国特許出願に記載されている、６４ビツトの制御
ベクトルを１２８ビツトの暗号キーに暗号的に□結合す
るためのシステムを示す。表記法としては、平文テキス
トＸのキーＫによる暗号化をｅＫ　（Ｘ）＝Ｙで表すの
が好都合である。ただし、Ｙはその結果得られる暗号テ
キストを表す。

暗号テキストＹをキーにで解読して平文テキストＸを回
復する逆の処理は、ｄＫ　（Ｙ）＝Ｘで表される。６４
ビツトのキーＫを、１２８ビツトのキー暗号化キーＫＫ
（キーの左側６４ピツ）ＫＫＬと右側６４ビツトＫＫＲ
から構成される）とレジスー１８＝ タ４０“中の６４ビツトの制御ベクトルＣを使って暗号
化する方法は、上記のマチアス他の米国特許出願第２３
１１１４号明細書に記載されている多重暗号化法の変形
であり、ｅＫＫＬ＋Ｃ（ｄＫＫＲ＋Ｃ（ｅＫＫＬ＋Ｃ（
Ｋ）））で表される。

ただし、“°＋“は排他的ＯＲ関数である。すなわち、
暗号化は、まず排他的ＯＲ装置４６中で６４ビツトの制
御ベクトルＣをレジスタ４２中のＫＫＬ及びＫＫＲと排
他的ＯＲし、次いで交互にレジスタ４４中のＫを暗号化
装置４１中でＫＫＬ十Ｇを使って暗号化し、その結果を
解読装置４３中てＫＫＲ＋Ｃを使って解読し、その結果
を暗号化装置４５中でＫＫＬ＋Ｃを使って暗号化するこ
とからなる。厄介な形のｅ　Ｋ　Ｋ　Ｌ　＋　Ｃ（ｄ　
Ｋ　Ｋ　Ｒ＋　Ｃ（ｅＫＫＬ＋Ｃ（Ｋ）））と書く代り
に、簡略表記を使用する。排他的ＯＲ操作、すなわちＣ
をＫＫと排他的ＯＲする、より正確に言えばＣをＫＫＬ
及びＫＫＲと排他的ＯＲする動作を、表記ＫＫ。

Ｃて表す。ＫＫが６４ビツト・キーではなく１２８ビツ
ト・キーであることを示すには、ＫＫの代りに表記”Ｋ
Ｋを使う。すなわち”Ｋ　Ｋは１２８ビツト・キーを表
し、アステリスクのないＫ　Ｋは６４ビツト・キーを表
す。全体として、ｅ”ＫＫ。

Ｃ（Ｋ）は、Ｃを予めＫＫの両半分と排他的ＯＲしてお
いて、Ｋを１２８ビツトＫＫで暗号化することを表す。

第２図に、キーＫＫと制御ベクトルＣを使ってＫの暗号
化された値（すなわちＹ＝ｅ”ＫＫ、Ｃ（Ｋ））を解読
するためのシステムを示す。この処理は、ます前と同じ
くＣをＫ　Ｋ　Ｌ及びＫＫＲと排他的ＯＲし、次いで交
互にＫの暗号化された値を解読装置４７中でＫＫＬ＋Ｃ
を使って解読し、その結果を暗号化装置４８中てＫＫＲ
＋Ｃを使って暗号化し、その結果を解読装置４９中てＫ
ＫＬ十Ｃを使って解読することからなる。第２図から理
解できるように、Ｋ　ＫとＣとｅＫＫＬ＋Ｃ（ｄＫＫＲ
十〇　（ｅＫＫＬ＋Ｃ（Ｋ）））が正しく指定されてい
るとＫが正しく回復されるが、Ｃのたった１ビットでも
正しく指定されていない場合は、予測できない、実際に
はランダムな値が発生する。

（厳密に言うと、Ｃに等しくない任意の制御ベクトルを
Ｃ′とし、ＫＫとＣ′を使って暗号テキスト　ｅＫＫＬ
＋Ｃ（ｄＫＫＲ＋Ｃ（ｅＫＫＬ　十　Ｃ（Ｋ）））を解
読する場合、Ｋに等しい平文テキストが偶然に回復され
る確率は１／２”６４であり、これは暗号的結果ではな
い。不正使用者がＫの平文値を発見てきる機会は、単純
な直接探索法を使う、すなわち平文テキストとそれに対
応するＫで暗号化された暗号テキストが与えられている
ものとして、所与の平文テキストを与えるキーが見つか
るまで可能なあらゆるキーを使ってその暗号テキストを
解読する暗号解析と同程度でしかない。どちらの場合に
も、必要な暗号化／解読ステップの数は相当な数になる
。） ＡＮＳＩ　　Ｘ３．９２−１９８１に記載されているデ
ータ暗号化アルゴリズム（ＤＥＡ）は、第１図及び第２
図に示した暗号化法及び解読法（復号化法）を使って制
御ベクトルと共に動作できる暗号化アルゴリズムの一例
である。制御ベクトルの長さをキーの長さまたはその倍
数に等しく指定して、多重暗号化技術を使用すれば、ど
んな対称ブロック暗号にも制御ベクトルの概念を適合で
きることが理解されよう。

Ｂ−２暗号装置のネットワーク構成 第３図に、接続された暗号装置（ホスト、制御装置、ワ
ークステーション等）のネットワークを示す。このネッ
トワークは、暗号配布チャネル１０００を介して相互に
接続された、データ処理システム２中の、暗号的に通信
できる能力のある暗号装置１００．２００，３００等か
ら構成される。

すなわち、データを送信側装置で暗号化し、受信側装置
で解読（復号または復号化ともいう。以下同じ。）する
ことにより、装置同士が私的に通信することができる。

諸装置は、メツセージ確認コードを生成して、送信側装
置で作成されたメツセージに付加することにより、デー
タ送信を確認することができ、受信側装置でメツセージ
とメソセージ確認コードを確認することができる。また
諸装置は、生成側装置の暗号装置内でキーを安全に生成
し、キーを暗号化し、暗号化されたキーを受信側装置に
送ることができ、暗号化されたキーは受信側装置で受信
され、後でデータの暗号化及び確認に、あるいは他の何
らかのキー管理機能に使用するため、受信側装置に属す
るキー・データ・セ・ント中に適当な形で記憶される。

上記及びその他のキー管理の手順、プロトコル及び方法
は、上記のマチアス他の同時係属の特許出願明細書によ
り詳しく記載されている。

第４図は、第３図に示した暗号装置１００の拡大図であ
るが、各暗号装置は、１組の暗号命令を実行できる暗号
機構（ＣＦ）４、キー記憶機構２２、暗号機構アクセス
・プログラム（ＣＦＡＰ）５４、及びユーザ適用業務プ
ログラム５５を含んでいる。ＣＦ４は、左側６４ビット
部分ＫＭＬと右側６４ビット部分ＫＭＲからなる１２８
ビツトのマスク・キーＫＭを記憶するためのレジスタ１
８を含む。（ＣＦ内で実施されている暗号アルゴリズム
は、データ暗号化アルゴリズム（ＤＥＡ）であると仮定
する。）ＣＦ４外に記憶されているすべてのキーは、第
１図に示すようにマスク・キーと制御ベクトルのもとて
暗号化され、キー記憶機構２２に記憶される。キー記憶
機構２２中のキー、すなわちマスク・キーの下で暗号化
されたキーは、ＣＦによって処理できる形であり、した
がって操作可能キーと呼ばれる。他のキー（キー暗号化
キーＫＥＫと呼ばれる）の下で暗号化されたキーは、あ
る装置から別の装置へ配布するのに適した形である。す
なわち、キーは別の装置に移出するあるいは別の装置か
ら移入するのに適した形で記憶される。（注：キーは時
々移入形で生成されて暗号化され、したがってそれが生
成されたのと同じ装置で再移入できる。）通常、各装置
対は、ａ）キーを暗号化して第１の装置から第２の装置
に送るのに使用される第１のＫＥＫ　（ＫＥＫＩ）と、
ｂ）キーを暗号化して第２の装置から第１の装置に送る
のに使用される第２のＫＥＫ　（ＫＥＫ２）の２つのＫ
ＥＫを共用する。第１の装置では、ＫＥＫｌはその制御
ベクトルによってＫ　Ｅ　Ｋセンダ・キーと呼ばれる。

というのは、第２の装置に移出するためのキーを暗号化
することができるからである。

一方、ＫＥＫ２はその制御ベクトルによってＫＥＫレシ
ーバ・キーと呼ばれる。というのは、第２の装置から移
入するためのキーを解読することができるからである。

第２の装置では、ＫＥＫｌとＫＥＫ２は逆の名で呼ばれ
る。すなわち、ＫＥＫｌがＫＥＫレシーバ・キーであり
、ＫＥＫ２がＫＥＫセンダ・キーである。暗号機構４は
また、６４ビツトの乱数を発生することができる乱数発
生機構２６をも含んでいる。乱数発生機構の出力は、Ｃ
Ｆのみが読み取ることができる。暗号機構４はまた、携
帯式キー人力装置６０の接続用ボート５９を備えた安全
な正面パネル・インタフェース５８をも含んでいる。こ
の正面パネルはキー人力装置６０を介して、マスク・キ
ーを含めたキーの入力を可能にするための物理的なキー
で活動化されるスイッチ６１を含んでいる。（前掲の同
時係属の米国特許出願第２３１１１４号に、暗号装置１
００を含む暗号構成要素のより詳しい説明がある。） 再度第４図を参照すると、命令セット５２は、＝２５− キー管理、データ暗号化、確認の各機能をサポートシ、
個人識別番号（ＰＩＮ）の確認に基づいて金融トランザ
クションを処理することのできる、いくつかの暗号命令
からなる。上記の同時係属の米国特許出願第２３１１１
４号、第２３３５１５号、第２３７９３８号の各明細書
に、上記に引用した３つの暗号適用例のより詳しい説明
が出ている。通常、暗号サービスを求める要求は、適用
業務プログラム５５から発する。その要求を満たすのに
必要なステップは以下の通りである。たとえば、要求は
、ステップ６２でＣＦＡＰに対するマクロ呼出しの形を
取ることができ、その際、１つまたは複数のパラメータ
（たとえば、平文データと暗号化データ、キーと暗号変
数、ステップ６５でキー記憶機構２２中の暗号化された
キーにアクセスする際に使用されるキー・ラベル）がパ
スされて、要求された機能を実行するためにＣＦＡＰ５
４を使用可能にする。ＣＦＡＰは、新しい暗号キー及び
暗号変数を生成するため、あるいはデータまたはキーを
暗号化、解読、または再暗号化し、２６一 それによって適当な暗号化された形または解読された形
の出力を生成するために、必要に応じてステップ６４で
１つまたは複数の暗号命令を実行すべく　ＣＦ４を呼び
出すことができる。その結果、ＣＦＡＰは、ステップ６
５で新しく生成された暗号化されたキーをキー記憶機構
２２に記憶することができ、ステップ６６で１つまたは
複数の値を要求側適用業務プログラムに戻すことができ
、あるいはその両方を実行できる。ステップ６４でＣＦ
からＣＦＡＰに送られる条件コード、及びステップ６６
でＣＦＡＰから適用業務プログラムに送られる条件コー
ドは、要求された動作がいつ実行でき、いつ実行できな
かったかの指示を含めて、正常状況または異常状況を示
す。

Ｂ−３操作可能キー管理用の制御ベクトルキーの属性は
通常私用ではなくて公用なので、すなわちシステム・ユ
ーザが知っているかあるいは推論できるのて、制御ベク
トルは公用の値または秘密でない値として定義される。

一方、システムに対して定義される暗号キーは、秘密に
しておかなければならないので、制御ベクトルをキーに
リンクするプロセスでそのキーを暴露してはならない。

（注：本発明の一態様は、秘密のパスワードを制御ベク
トル中に組み込む技術に関するものである。） 第５図に、制御ベクトルをキーにリンクするプロセスを
示す。この例は、暗号機構によってキーを生成させるキ
ー生成命令Ｋ　Ｇ　Ｅ　Ｎの使用である。

そのステップは次の通りである。ステップ７１で、適用
業務プログラム（ＡＰＰＬ）Ａは、キーを生成するため
にＣＦＡＰを呼び出す。ＫＧＥＮ命令の発行前に、ＣＦ
ＡＰはステップ７２で、生成したいキーの属性を指定す
る６４ビツトの制御ベクトルを作成する。ステップ７３
で、制御ベクトルＣがＫＧＥＮ命令の一部分としてＣＦ
にパスされる。それに応じて、ＣＦはステップ７５で、
（ＣＦのみがその出力を読み取れる乱数発生機構を使っ
て）奇数パリティ用に調節された６４ビットの乱数を発
生する。これは、生成されたキーＫを表す。

■（は、第１図に示した暗号化規則で示されるように、
ステップ７３でパスされた制御ベクトルＣとステップ７
４でアクセスされたマスク・キーＫＭの排他的ＯＲの結
果を使って暗号化される。暗号化されたキーｅ　Ｋ　Ｍ
　、　Ｃ（Ｋ　）が、ステップ７６でＣＦＡＰに戻され
る。（ｅ”ＫＭ、Ｃ（Ｋ）は、バリアント・キーＫＭＬ
＋ＣとＫＭＲ＋Ｃの下での多重暗号化を表す略号である
ことに注意されたい。）次にＣＦＡＰは、ステップ７７
で出力された暗号化されたキーｅ”ＫＭ、Ｃ（Ｋ）と制
御ベクトルＣをステップ７８でキー記憶機構２２に記憶
しくその場合、ステップ７９で供給されたキー・ラベル
がステップ８０で適用業務プログラムに戻される）、あ
るいはステップ８０でそれらの値が要求側適用業務プロ
グラムに戻される。いずれにせよ、キーを生成し、制御
ベクトルを生成されたキーに暗号化によって「リンク」
するプロセスでは、暗号機構の外部で生成された平文の
形のキーが露出されず、−力制御ベクトルは公用すなわ
ち秘密でない値として維持されることを了解されたい。

＝２９− 制御ベクトルは秘密の量ではないが、それがリンクされ
る相手のキーが使用されるときにはいつでもそれを暗号
機構への入力として供給、指定または生成する必要があ
る。制御ベクトル中のあらゆるビットは、当初キーが生
成され暗号化されたときと全く同じに指定しなければな
らない。Ｃを正しく指定しないと、ランダムな未知のキ
ー値が回復されることになる。以前に制御ベク）・ルを
使って暗号化されたキーの回復（すなわち、キーの解読
）は、常に、暗号化されたキーと制御ベクトルを呼び出
された暗号命令のパラメータとして、ＣＦＡＰを介して
ＣＦインタフェースにパスするという、より大きなプロ
セスの一部である。このようにして、暗号機構は制御ベ
クトルを検査して、そのキーが要求された暗号命令に対
する入力パラメータとして使用できることを確かめる。

この制御ベクトルの予備検査を、Ｃｖ検査と呼ぶ。複数
の暗号化されたキーと制御ベクトルが暗号命令に対する
パラメータとして供給される時は、ＣＶ検査は、制御ベ
クトルの整合性の検査だけでなく、ある制御ベクトル中
の値と別の制御ベクトル中の値の相互検査も必要となる
。暗号命令を処理するために暗号機構が必要とするステ
ップを、第６図に示す。基本的に、各命令は、ａ）Ｃｖ
検査８１、ｂ）キー回復８２、Ｃ）要求された命令の処
理８３の３つの機能からなる。必要な第１の機能はＣＶ
検査８１であり、制御ベクトルの整合性を検査して、キ
ー・パラメータの要求された使用が要求された命令と整
合するかどうか判定する。Ｃｖ検査に失格すると、その
命令の実行は打ち切られる。

いずれの場合にも、状況情報を示す条件コードがＣＦＡ
Ｐに戻される。Ｃｖ検査が合格の場合は、プロセスは続
行する。必要な第２の機能は、キー回復８２、すなわち
暗号化されたキーの解読である。制御ベクトルとキーを
暗号結合する方法は、どんなごまかしくすなわち、制御
ベクトル中のビットを変えて正しくないキー属性を生じ
させる）を行なっても、そのキーに対してランダムで予
見不能な値が生じるようにするものである。実際に、暗
号命令によって、希望する必要な暗号キーが回復される
ことはない。必要な第３の機能は、要求された暗号命令
の処理８３である。制御ベクトルとキーが正しく指定さ
れた場合、その命令は正しく処理される。しかし、ごま
かしが行なわれた場合は、その命令の出力が有用な値を
取らないように命令が設計されている。前記の米国特許
出願第２３１１１４号に、Ｃｖ検査、キー回復、及び命
令実行の各プロセスの詳細な説明がある。

制御ベクトルによって提供されるキー管理制御の度合は
、制御ベクトル中で利用可能なビット数に関係し、それ
に大いに依存する。たとえば１０〜５０ビツトの特に短
い制御ベクトルは、使用が非常に限られ、限られた数の
キー管理、分散、使用、制御機構しかサポートできない
。前掲の米国特許出願第２３８０１０号に、６４ビツト
を超える制御ベクトルを様々な精巧な適用業務中でどの
ように使用すれば暗号キーの使用を有利に制御できるか
が開示されている。

Ｂ−４倍長制御ベクトル 第７図と第８図に、第１図と第２図に示した６４ビツト
制御ベクトルをどのようにすれば１２８ビツト制御ベク
トルにうまく拡張できるかを示す。

第７図のシステムは、第１図のシステムと下記の点で違
っている。第７図のシステムでは、レジスタ４０Ｌ中の
ＣＬがレジスタ４２Ｌ中のＫＫＬと排他的ＯＲブロック
４６Ｌ中で排他的ＯＲされてＫＫＬ十〇Ｌを形成し、レ
ジスタ４０Ｒ中のＣＲがレジスタ４２Ｒ中のＫＫＲと排
他的ＯＲブロック４６Ｌ中で排他的ＯＲされてＫＫＲ＋
ＣＲを形成する。第１図のシステムでは、ＣがＫＫＬ及
びＫＫＲと排他的ＯＲされて、それぞれＫＫＬ＋Ｃ及び
ＫＫＲ＋Ｃを形成する。したがって、第１図のシステム
では、同じ６４ビツト制御ベクトルがＫＫの両方の部分
と排他的ＯＲされるが、第７図のシステムでは、異なる
６４ビツト制御ベクトルがＫＫの各部分と排他的ＯＲさ
れる。他の点では、第１図と第７図のシステムは同じで
ある。

便宜上、６４ビツト制御ベクトルをＫ　Ｋと共に使って
Ｋを暗号化する第１図のケースをｅ”ＫＫ。

Ｃ６４（Ｋ）の表記で表し、１２８ビット制御ベクトル
をＫＫと共に使ってＫを暗号化する第７図のケースをｅ
”ＫＫ、Ｃ１２８（Ｋ）の表記で表すことにする。第１
図の出力値Ｙは、Ｙ＝ｅｔ′ＫＫ、Ｃ６４（Ｋ）で表せ
る一例である。同様に、第７図の出力値Ｙは、Ｙ＝ｅ”
ＫＫ、Ｃ１２８（Ｋ）で表せる一例である。

第８図のシステムは、第２図のシステムと下記の点で違
っている。第８図のシステムでは、レジスタ４０Ｌ中の
ＣＬがレジスタ４２Ｌ中のＫＫＬと排他的ＯＲブロック
４６Ｌ中で排他的ＯＲされて、ＫＫＬ＋ＣＬを形成し、
レジスタ４０Ｒ中のＣＲがレジスタ４２Ｒ中のＫＫＲと
排他的ＯＲブロック４６中で排他的ＯＲされて、ＫＫＲ
＋ＣＲを形成する。第２図のシステムでは、ＣがＫＫＬ
及びＫＫＲと排他的ＯＲされて、それぞれＫＫＬ＋Ｃ及
びＫＫＲ＋Ｃを形成する。したがって、第２図と第８図
の違いは、異なる６４ビツト制御ベクトルがＫＫの各部
分と排他的ＯＲされることである。

Ｃ＝ＣＬ＝ＣＲの場合、第７図及び第８図のシステムは
第１図及び第２図のシステムそのものとなることを理解
されたい。言い換えれば、Ｃの左側６４ビット部分がＣ
の右側６４ビット部分と等しい場合、１２８ビツト制御
ベク）・ルを使用する方法は、６４ビツト制御ベクトル
を使用する方法に還元される。すなわち、６４ビツト制
御ベクトルは、１２８ビツト制御ベクトルの縮退したケ
ースである。第７図及び第８図のシステムの利点は、追
加の計算または処理上のオーバヘッドなしに、制御ベク
トルの長さが倍になることである。実際、６４ビツト制
御ベクトル（第１図と第２図）及び１２８ビツト制御ベ
クトル（第７図と第８図）に関するこの定義は、アーキ
テクチャ及び実施上いくつかの利点がある。６４ビツト
制御ベクトルを実施した既存の暗号ハードウェア及びソ
フトウェアを、１２８ビット制御ベクトルをサポートす
るように容易に拡張できる。というのは、どちらのシス
テムも、ＫＫＬとＫ　Ｋ　Ｒから誘導されたバリアント
・キーを用いた３重着号化操作を用いて実施されている
からである。その他の点では、暗号化プロセスは全く同
じである。１２８ビット：１ｌｌＩ御ベクトルを実施す
る新しい暗号ハードウェア及びソフトウェアは、ソフト
ウェア・レベルでＣＬ＝ＯＲと設定するだけで、容易に
６４ビツト制御ベクトルをサポートできるようになる。

要するに、６４ビツト制御ベクトルも１２８ビツト制御
ベクトルも、暗号ハードウェアに対してトランスペアレ
ントにすることができる。

Ｂ−５任意長制御ベクトル 第９図及び第１０図に、第１図及び第２図に示した６４
ビツト制御ベクトルをどのようにすれば任意長の制御ベ
クトルにうまく拡張できるかを示す。このシステムによ
って無制限のビット数が実現されるため、最大限の暗号
キー管理制御が可能となる。

第９図に、レジスタ４２中のＫＫＲと連結されたＫ　Ｋ
　Ｌである１２８ビツト・キー暗号化キーＫＫ　（ＫＫ
＝ＫＫＬ／／ＫＫＲ）と、暗号レジスタ９０中の任意の
または不定の長さの制御ベクトルＣ（Ｃｉｎｆで表す）
とを使って、レジスタ４４中の６４ビット暗号キーＫを
暗号化するためのシステムを示す。この動作では、まず
ハツシュ関数プロセッサ９２でＣ１ｎｆに対する一方向
公用（または公開ともいう。以下同じ。）ハツシュ関数
を計算して、レジスタ９４Ｌ中にロードされる左６４ビ
ット部分ＭＬとレジスタ９４Ｒ中にロードされる右６４
ビット部分ＭＲから構成される１２８ビツト・ハツシュ
値の結果を生成する。プロセッサ９２中で計算される一
方向関数は、関数の出力から関数への入力を計算するこ
とは計算上不可能であるが、入力から出力を計算するの
は容易だという性質を存する。一方向関数は周知であり
、従来技術で記載されている。Ｗ、ディフィー（Ｄｉｆ
ｆｉｅ）等の論文「暗号学の新しい方向（Ｈｅｗ　Ｄｉ
ｒｅｃｔｉｏｎｓｉｎ　Ｃｒｙｐｔｏｇｒａｐｈｙ）　
Ｎ　ＩＥＥＥ　Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ　ｏｎＩｎｆ
ｏｒｍａｔｉｏｎ　ＴｈｅｏｒｙｌｌＴ−２２、Ｎｏ、
　ｅ　（１９７６年）、１）ｐ、６４４−ｆ３５４によ
る、強い一方向関数の定義を以下に示す。

関数ｆは、ｆの定義域内の任意の引数Ｘについて、それ
に対応する値ｙ＝＝ｆ　（ｘ）が容易に計算できるが、
ｆの値域内のほぼすべてのｙについて、ｙの値が与えら
れｆが知られているとしても、ｆ（ｘ）＝ｙとなる性質
をもつどんなＸを計算することも計算上不可能である場
合に、一方向関数である。計算の観点からは可逆的てな
いが、その不可逆性は数学で通常みられるものとは全く
異なる関数が定義されることに留意されたい。通常、点
ｙの逆数が一義的でないとき、すなわちｆ（ｘｉ）＝ｙ
二ｆ　（ｘ２）となる異なる点Ｘ１とＸ２が存在すると
き、関数ｆは「不可逆的」と呼ばれるが、これはこの場
合に必要とされる類の難逆性ではない。Ｍｙが与えられ
ｆが知られているとして、ｆ（ｘ）＝Ｙとなる性質をも
つどんなＸを計算することも極めて難しくなければなら
ない。

下記で述べる修正検出コード（第１１図、第１２図、第
１３図参照）を計算するためのアルゴリズムは、一方向
関数のさらに強い定義を与える。

このＭＤＣアルゴリズムは、ｆ　（ｘｉ）　＝ｆ　（ｘ
２）となるような×１と×２を見つけるのが計算」１不
可能なものである。このより強い要件を満だすには、Ｍ
ＤＣの長さが少なくとも１２８ビツトなければならない
。そうでないと、誕生日型の攻撃（ｂｉｒｔｈｃｌａｙ
−ｔｙｐｅ　ａｔｔａｃｋ）によってｆ（ｘｌ）＝ｆ　
（ｘ２）となるＸｌとＸ２を見つけることが可能となる
。

第９図のシステムの話しを続けると、その動作では次に
、排他的ＯＲブロック４６Ｌでレジスタ９４Ｌ中の６４
ビット値ＭＬをレジスタ４２Ｌ中の６４ビツト・キーＫ
ＫＬと排他的ＯＲし、排他的ＯＲブロック４６Ｒでレジ
スタ９４Ｒ中の６４ビット値ＭＲをレジスタ４２Ｒ中の
６４ビツト・キーＫＫＲと排他的ＯＲする。次いで、レ
ジスタ４４中のＫを、交互に暗号化装置４１中でＫＫＬ
＋ＭＬを使って暗号化し、解読装置４３中でＫＫＲ＋Ｍ
Ｒを使って解読し、暗号化装置４５中でＫＫＬ＋ＭＬを
使って暗号化する。その結果得られる値Ｙを、便宜上ｅ
”ＫＫ、　Ｃ１ｎｆ　（Ｋ）で表す（°“＋゛は排他的
ＯＲ操作を表す）。

第１０図に、レジスタ４２中の１２８ビツト・キー暗号
化キーＫＫ　（ＫＫＬ、ＫＫＲ）とレジスタ９０中の任
意長制御ベクトルＣ４ｎｆを使って暗号化されたレジス
タ４４中の暗号キーにである６４ビツト値Ｙを解読する
ためのシステムを示す。

第１０図の諸ステップは、基本的に第９図の諸ステップ
の逆である。その動作では、まず（第９図で使ったのと
同じ一方向公用ハッシュ関数を使って）ハツシュ関数プ
ロセッサ９２中でＣ１ｎｆの一方向公用ハッシュ関数を
計算して、１２８ビツトの結果ＭＬ、ＭＲを生成する。

次に、ＭＬをＫＫＬと排他的ＯＲし、ＭＲをＫ　Ｋ　Ｒ
と排他的ＯＲして、ＫＫＬ＋ＭＬ、ＫＫＲＫＫＲを生成
する。次いで、交互に解読装置４７中でＫＫＬ＋ＭＬを
使ってＫを解読し、暗号化装置４８中でＫＫＲ＋ＭＲを
使って暗号化し、解読装置４９中でＫＫＬ＋ＭＬを使っ
て解読する。要するに、”Ｋ　Ｋ　、　Ｃ１ｎｆを使っ
てｅ”ＫＫ、　Ｃ１ｎｆ　（１（）を解読して、Ｋを回
復する。

プロセッサ９２中で一方向公用ハッシュ関数を計算する
好ましい方法は、前掲の米国特許出願第０９０６３３号
明細書に記載されている、修正検出コード（ＭＤＣ）計
算アルゴリズムを利用するものである。第１１図に、原
始ＭＤＣ操作ＭＤＣＯＰを示す。これを異なる２つのシ
ステムに適用して、ＭＤＣを計算する。第１２図に、６
４ビツト入力当たり２回の暗号化操作を必要とする方法
を使用した１２８ビツトＭＤＣの計算を示す。第１３図
に、６４ビツト入力当たり４回の暗号化操作を必要とす
る方法を使用した１２８ビツトＭＤＣの計算を示す。ど
ちらの方法も、任意長の平文制御ベクトル入力を６４ビ
ツトのブロックに分割し、最後のブロックには１６進数
Ｘ’ＦＦ’を埋め込んですべてのブロックを６４ビツト
にする。

平文ブロックは、すべてのブロックの処理が終わるまで
ＭＤＣアルゴリズムによって順次処理される。この関数
の出力は１２８ビツトＭＤＣである。

Ｃ１ｎｆの場合は、制御ベクトルをＣ１，Ｃ２゜、、、
、Ｃｎに分割し、Ｃｎの右側に１６進数′ＦＦ″（必要
な数の“Ｆ　Ｆ　”バイト）を埋め込んで、Ｃｎを８バ
イトにする。この埋込みステップが必要な場合は暗号ハ
ードウェアによって行なう（すなわち、一方向公用ハツ
シュ関数自体の不可欠な部分である）。次いでＭＤＣア
ルゴリズムを使って（ブロック当たり２回または４回暗
号化法で）ブｏ−，りＣ１，Ｃ２，、、、、Ｃｎに作用
して、１２８ビツトＭＤＣを生成する。１２８ビツトＭ
ＤＣの左側部分（ＭＬ）をＫＫＬと排他的ＯＲしてＫＫ
Ｌ＋ＭＬを形成し、１２８ビツトＭＤＣの右側部分（Ｍ
Ｒ）をＫＫＲと排他的ＯＲＬ、てＫ　Ｋ　Ｒ＋ＭＲを形
成する。

ＭＤＣアルゴリズムなどの強い一方向関数を使って、任
意長制御ベクトル上でこのような１２８ビツト・ハツシ
ュ値を計算することは、最高の安全保護を実現するため
に非常に重要である。このことが必要なのは、不正利用
者が同じハツシュ値をもたらす異なる２つの有効な制御
ベクトルＣ１と０２を見つけるのを防止するためである
。ＭＤＣ（Ｃ１）＝ＭＤＣ（Ｃ２）となるＣ１と０２の
対を見つけることができるなら、このプロセスの保全性
が破られてしまう。なぜそうなのかを例示するため、Ｃ
１がデータの暗号化だけを可能とし、Ｃ２が数ある中で
データの解読を可能とする何らかの制御ベクトルである
という例を考えてみる。

この場合、暗号化されたデータ・キーが制御ベクトルＣ
１を有することがわかっているとすると、Ｃ１の代りに
Ｃ２を指定するだけで、どの内部者でも容易に安全保護
を破壊することができる。すなわち、疑いを抱いていな
いユーザがそのデータ・キーを使って暗号化した暗号テ
キストを不正利用者が傍受して、暗号化されたデータ・
キーとＣ２をその暗号テキストと一緒に解読命令にパス
すると、解読命令は、Ｃ２が無効なことを検出てきす、
あるいは正しいデータ・キーが最初にＣＦ内部で回復さ
れることを防止できす、したがってデータが解読される
ことを防止できない。

第２２図は、ハツシュ関数プロセッサ９２をどのように
して暗号機構４中でハス１２に接続できるかを示すもの
である。ハツシュ関数プロセッサ９２は暗号処理機構１
６の一部分てもよいが、パス１２に接続された別個のプ
ロセッサでもよい。

ハツシュ関数プロセッサ９２は、制御ベクトル上で上記
の一方向公用ハッンユ関数を実行する。

Ｂ−６制御ベク）・ル間の暗号分離 ６４ピッＩ−制御ベクトルのみまたは１２８ビット制御
ベクトルのみまたは任意長制御ベクトルのみに基づく暗
号実施態様は、本明細書で規定しこれまでに定義した方
法を用いて安全に実施できることを了解されたい。しか
し、複数の方法か共存することか（すなわぢ、同一の暗
号システム内部で実施することが）望ましい、あるいは
それか必要なシステムも存在し得る。その場合、各方法
を暗号的に分離しなければならない。

６４ビット制御ベクトル、１２８ビツト制御ベクトル、
及び任意長制御ベクトルを使ってＫ　ＫでキーＫを暗号
化する方法を、それぞれＣ６４、Ｃ１２８、Ｃ１ｎｆて
表すことにする。これらの方法のいずれかをＪで表し、
制御方法１を使ってＫ　Ｋで■くを暗号化することをＹ
て表す。そうすると、１≠ｊのいずれかの方法をｊて表
した場合、暗号ハードウェアは、下記のことか成立する
ものでなければならない。ＹとＪがハードウェアにパス
された場合（すなわち、実際には方法ｉが使われたのに
、内部の不正利用者が嘘をついて方法ｊが使われたと言
った場合）、暗号ハードウェアは、ごまかしが見つかり
、その動作が打ち切られるようにしなければならない。

あるいは、暗号ハードウェアは、不正利用者にとって何
の価値もない（Ｋと等しくなるのは全くの偶然でしかな
い）ランダムな予見不能な値■（“が生成されるように
しなければならない。

これら３つの制御ベクトル定義の方法の間で暗号分離を
行なう方法を第１４図に示す。この方法は、各制御ベク
トルの各６４ビット部分中、及び任意長制御ベクトル上
で計算されたＭＤＣの各６４ビット部分中の２ビット・
フィールド（すなわち、ｉとｉ＋１）を利用するもので
ある。これらのビットは、所与の工（及びＫ　Ｋについ
て、すべてのＣ６４のセントかすべてのＣ１２８のセッ
トと異なり、すべてのＣ４ｎｆ　Ｊ二で計算されたすべ
ての１２８ビットＭＤＣ値のセントと異なるように割り
当てられた値である。

Ｂ−７タグ本位及び位置依存の制御ベクトル・データ構
造 任意長の制御ベクトルＣについて、２種のアーキテクチ
ャ仕様が可能である。第１に、Ｃは、Ｃ中のフィールド
情報が位置に関するものである（すなわち、左または右
側の原点に対するその相対位置に依存する）という仕様
を受け入れる。第２に、Ｃは、Ｃ中のフィールドがタグ
と日付からなるというタグ本位の仕様を受け入れる。こ
の仕様では、フィールドは位置に関するものでなく、任
意の順序を取り得る。さらに、キーを管理及び制御する
のに必要なフィールドたけを制御フィールド中で指定す
ればよい。位置仕様とタグ本位の仕様の混合も可能であ
り、任意長制御ベクトルの定義の範囲内に含まれる。上
記及びその他の方法は、上記の米国特許出願第２３８０
１０号に詳しく記載されている。

Ｂ−８制御ベクトルの検査 第１６図は、暗号機構を含むデータ処理システムの構成
図である。第１６図で、データ処理ンステム２は、第４
図に示す暗号機構アクセス・プログラムや適用業務プロ
グラムなどのプログラムを実行する。これらのプログラ
ムは、制御ベクトルと関連する、暗号キー管理を求める
暗号サービス要求を出力する。制御ベクトルは、関連す
るキーがその作成者によって実行することを許される機
能を定義する。暗号機構は、プログラムにより暗号キー
に対して要求されたキー管理機能が、そのキーの作成者
によって許可されていることを確認する。

第１６図に示すように、安全境界６を特徴とする暗号機
構４が、データ処理システム内に含まれ、あるいはそれ
と関連付けられている。入出力経路８は、プログラムか
ら暗号サービス要求、暗号キー、及びそれらに関連する
制御ベクトルを受け取るため、安全境界６を通過する。

入出力経路８は、暗号機構からの暗号要求に対する応答
を出力する。安全境界６内には、バス１２によって入出
力経路８に結合された暗号命令記憶機構１０が含まれて
いる。制御ベクトル検査機構１４が記憶機構１０中の命
令に結合され、暗号処理機構１６も命令記憶機構１０に
結合されている。マスク・キー記憶機構１８が暗号処理
機構１６に結合されている。暗号機構４は、受け取った
サービス要求に応答してキー管理機能を実行するための
安全な場所をもたらす。

暗号命令記憶機構１０は、暗号キーを使ってキー管理機
能を実行することを求める暗号サービス要求を、入出力
経路８を介して受け取る。制御ベクトル検査機構１４は
、入出力経路８に結合された、暗号キーに関連する制御
ベクトルを受け取るための入力を有する。制御ベクトル
検査機構１４はまた、暗号命令記憶機構１０に接続され
た、暗号サービス要求が要求するキー管理機能を制御ベ
クトルが許可するかどうかの検査を開始する制御信号を
受け取るための入力をも存する。

制御ベクトル検査機構１４は、暗号処理機構１６の入力
に接続された、キー管理機能が許可され、暗号処理機構
１６が許可信号を受け取って、暗号キーを使った要求さ
れるキー管理機能の実行を開始することを指示するため
の許可出力２０を存する。暗号キー記憶装置２２は、入
出力経路８を介して暗号機構４に結合されている。暗号
キー記憶装置２２は、暗号キーを、関連する制御ベクト
ルとマスク・キー記憶機構１８に記憶されたマスク・キ
ーの論理積である記憶キーの下で暗号キーが暗号化され
るという、暗号化された形で記憶する。

暗号キー記憶機構２２から暗号化されたキーを回復する
ことの例は、暗号命令記憶機構１０が入出力経路８を介
して暗号キー記憶装置２２から暗号キーを回復すること
を求める暗号サービス要求を受け取ったときである。次
いで制御ベクトル検査機構１４が、それに応答して、暗
号キーを回復する機能が許可されたという許可信号を暗
号処理機構１６に通じる線２０上に出力する。次いで暗
号処理機構１６が、線２０上の許可信号に応答して、暗
号キー記憶機構２２から暗号化された形の暗号キーを受
け取り、関連する制御ベクトルとマスク・キー記憶機構
１８に記憶されたマスク・キーの論理積である記憶キー
の下で、その暗号化された形の暗号キーを解読するよう
に動作する。

記憶キーは、関連する制御ベクトルとマスク・キー記憶
機構１８に記憶されたマスク・キーの排他的ＯＲの結果
である。この論理積は好ましい実施例では排他的ＯＲ演
算であるが、他の種類の論理演算でもよい。

関連する制御ベクトルは、暗号化された形のその関連す
る暗号キーと共に暗号キー記憶機構２２に記憶されてい
る。暗号記憶機構に記憶されているすべてのキーはマス
ク・キーの下で暗号化されているので、その上での暗号
化されたキーの暗号化及び解読のための統一的方法が実
行できる。

関連する制御ベクトルは、上記の各特許出願明細書によ
り詳しく記載されているように、キー管理機能、データ
暗号化／解読機能、個人識別番号（ＰＩＮ）処理機能を
含めて、許可された暗号機能のタイプを定義するフィー
ルドを含んでいる。

１２８ビツト制御ベクトルの制御ベクトル検査は、６４
ビツト制御ベクトルでは検査が６４ビツトのうちのどの
ビットにも関係し得るのに対して、検査が１２８ビツト
のうちのどのビットにも関係し得る点以外は、６４ビツ
ト制御ベクトルの制御ベクトル検査と同様である。すな
わち、第６図で６４ビツト制御ベクトルについて詳しく
示した制御ベクトル検査論理回路は、暗号機構への入力
として６４ビツト制御ベクトルの代りに１２８ビ・ント
制御ベクトルが供給される点以外は、１２８ビツト制御
ベクトルに必要な制御ベクトル検査論理回路と同様であ
る。

任意長制御ベクトルの制御ベクトル検査も類似している
。すなわち、この場合は非常に長い制御ベクトルが存在
し得、ずっと多くの制御ベクトルのビット及びフィール
ドを検査する必要が生じ得る点以外は、検査はやはり制
御ベクトルに基づいている。任意長制御ベクトルを使用
する場合、制御ベクトル検査は必ず、制御ベクトルの１
２８ビツト・ハツシュ一方向関数ではなく制御ベクトル
に基づくものとなる。このハツシュ値は、暗号機構内部
でのみ計算され、それをある装置から別の装置に、また
はある暗号機構から別の暗号機構に通信するために、あ
るいはそれを制御ベクトルのように記憶し、暗号機構に
再入力するために、このハツシュ値が暗号機構外に存在
する必要はない。

（ただし、ハツシュ・アルゴリズム及び制御ベク）・ル
は公知の秘密ではない構成要素であると見なされている
ので、確かに制御ベクトルのハツシュ値が暗号機構の外
部に知られても、（秘密パスワードなど）秘密の値が明
確に制御ベクトルに組み込まれている場合を除き、安全
保護が失われることはない。） 第１６図に示した制御ベクトル検査の方法は、制御ベク
トル検査ルーチンが、単一の暗号機構の安全境界内で単
一の制御ベクトル検査機構によって単一点で実行される
という方法に基づくものである。さらに、制御ベクトル
検査機構から暗号処理機構への単一の制御信号または許
可信号か、暗号処理機構による要求された暗号命令の実
行を可能にするための唯一の基礎であると仮定されてい
る。しかし、単一の制御ベクトル検査機構内でまたは単
一のキー処理サイトでのみ制御ベクトルの検査を実行す
ると、暗号キーの制御された使用に依存して暗号適用業
務のフレキシビリティが制限される。逆に、制御ベクト
ルの検査を２つ以上の装置の間で分割すると、キー使用
制御の改善、性能の向上、生産コストの削減のための異
なる多くの有利なアーキテクチャ及び設計の方法が得ら
れる。したがって、制御ベクトル検査を実施するための
新しいより良い方法を用いると、新しいより良い暗号ハ
ードウェア及びソフトウェア装置の設計が可能になるが
、その際、安全保護を確保するために、キー使用を制御
するための精巧な先端的方法が不可欠である。

本発明の一目的は、改良された暗号キー管理の方法を提
供することにある。

本発明の他の目的は、従来技術で記載されている方法よ
りもフレキシビリティが大きく、かつ暗号の安全保護が
同等またはより秀れた、改良された暗号キー管理の方法
を提供することにある。

本発明の他の目的は、暗号システム・ユーザに新しい改
善された暗号サービスを提供することのできる、改良さ
れた暗号キー管理の方法を提供することにある。

本発明の他の目的は、異なる地理的位置にあるが共通ネ
ットワークを介して接続されている多数の暗号装置で制
御ベクトル検査を実行することができ、こうした各装置
で制御ベクトル検査に成功した場合だけ要求された暗号
機構を実行する、改良された制御ベクトル検査の方法を
提供することにある。

本発明の他の目的は、並列プロセッサまたは接続機械上
で実施するのに適していて、改善された性能をもたらし
、あらゆる場所で制御ベクトル検査に成功した場合だけ
、指定された装置で要求された暗号機能を実行する、複
数経路制御ベクトル検査の方法を提供することにある。

本発明の他の目的は、異なる多数の暗号機構または装置
によって実行された制御ベクトル検査の結果を表す１組
の投票（たとえば、全員賛成、過半数賛成、優先投票権
や加重投票権（ｃｏｕｎｔ　ｍｏｒｅｈｅａｖｉｌｙ）
　）に基づいて判断を行なう、要求された暗号命令をい
つどんな条件の下で実行すべきかを判断するための改良
された判断機構を提供することにある。

本発明の他の目的は、ユーザが、制御ベクトル中の指定
されたユーザ・フィールドを介して暗号キーの使用を制
御できる、改良されたキー管理の方法を提供することに
ある。

本発明の他の目的は、ユーザ・フィールドの制御ベクト
ル検査が、暗号機構アクセス・プログラム（ＣＦＡＰ）
中のユーザが書いた出口を介して実行されるという、ユ
ーザが、制御ベクトル中の指定されたユーザ・フィール
ドを介して暗号キーの使用を制御できる、改良されたキ
ー管理の方法を提供することにある。

本発明の他の目的は、ユーザ・フィールドの制御ベクト
ル検査が、随伴する暗号装置（たとえば、ワークステー
ション、制御装置、ホスト）の暗号機構に電子的に結合
された、ユーザ提供の携帯用「スマート」カードを介し
て実行されるという、ユーザが、制御ベクトル中の指定
されたユーザ・フィールドを介して暗号キーの使用を制
御できる、改良されたキー管理の方法を提供することに
ある。

Ｃ０課題を解決するための手段 上記その他の目的、特徴、及び利点は、本明細書に開示
する発明によって実施される。本明細書では、暗号キー
を使って実行するよう要求された暗号機能がそのキーの
作成者によって許可されたことを確認するための装置と
方法を開示する。本発明は、各キーがその作成者によっ
て実行することを許可されている機能を定義する制御ベ
クトルと関連付けられた暗号キーを用いて暗号機能を実
行することを求める暗号サービス要求を処理するデータ
処理システム中で使用される。

本発明は、暗号キーとその関連する制御ベクトルを受け
取り、それに対する応答を出すために、入出力経路が通
る安全な境界を特徴とする暗号機構を含んでいる。入出
力経路に結合された暗号処理手段と、処理手段に結合さ
れたマスク・キー記憶機構がその境界内に含まれていて
、暗号キーを用いて暗号機能を実行するための安全な場
所をもたらす。

本発明によれば、第１の制御ベクトル検査手段は、暗号
機能をその暗号キーを用いて実行することが許可されて
いるかどうか判定するために、関連する制御ベクトルの
第１の部分の第１の検査を実行すべく、関連する制御ベ
クトルの少なくとも第１の部分を受け取り、かつ暗号キ
ーを用いて暗号機能を実行することを求める暗号サービ
ス要求を受け取る入力端を有する。第１の制御ベクトル
検査手段は、暗号処理手段に結合された、暗号機能をそ
の暗号キーを用いて実行することが許可されているとの
第１の許可信号を出力するための第１許可出力端を有す
る。

さらに、本発明によれば、第２の制御ベクトル検査手段
は、暗号機能をその暗号キーを用いて実行することが許
可されているかどうか判定するために、関連する制御ベ
クトルの第２の部分の第２の検査を実行すべく、関連す
る制御ベクトルの少なくとも第２の部分を受け取り、か
つ暗号キーを用いて暗号機能を実行することを求める暗
号サービス要求を受け取る入力端を有する。第２の制御
ベクトル検査手段は、暗号処理手段に結合された、暗号
機能をその暗号キーを用いて実行することが許可されて
いるとの第２の許可信号を出力するための第２許可出力
端を有する。

暗号処理手段は、第１及び第２許可信号に応答して、暗
号キーを使った暗号機能の実行を開始する。

このようにして、多重処理、遠隔端末、スマート・カー
ド及び多重プログラミングの適用業務に対して、分散式
制御ベクトル検査動作が可能となる。

Ｄ、実施例 発明の概要 Ｄ−１制御ベクトルのフィールドの独立性第１０図に示
すように、制御ベクトルの検査を、単一の暗号機構内の
単一点で検査が行なわれるような、単一制御ベクトル検
査機構に関して説明する。ただし、制御ベクトルの構造
は、制御ベクトル中のフィールド及びベクトルが別々に
相互に独立して検査できるものである。もっとも、とき
には２つ以上の制御ベクトル間、あるいは単一制御ベク
トル中の２つ以上のフィールド間の相互検査が必要とな
ることもある。この戦略は、たとえば、許可信号を発生
させて、制御ベクトル検査機構から暗号処理機構へ送る
ために、制御ベクトル中の適当なキー使用フィールドだ
けを検査すればよいという意味である。さらに、この構
造を用いると、制御ベクトルの検査を異なる時間に、接
続された暗号装置のネットワーク内の異なる点で実行す
ることができ、あるいは（たとえば接続マシン上で）多
数の並列プロセッサを介して並行して処理することがで
きる。

制御ベクトルの検査を２つ以上の装置間で分割すること
により、キー使用制御を改善し、性能を向上させ、生産
コストを下げるための、アーキテクチャ及び設計上の様
々なを利な方法が得られる。

したがって、制御ベクトルの検査を実施する新しいより
秀れた方法により、安全保護を確保するために、キー使
用を制御する精巧な先端的方法に不可欠な、新しいより
秀れた暗号ハードウェア及びソフトウェア製品の設計が
可能となる。

Ｄ−２多重並列プロセッサ環境における制御ベクトルの
検査 本発明は、第１に、制御ベクトル検査のタスクをどのよ
うにすれば（たとえば接続マシン上で）並列に実行され
る複数のプロセッサ間で分割できるかを開示するもので
ある。たとえば、ＣＩ、Ｃ２、Ｃ３が３つの制御ベクト
ルを表し、制御ベクトル検査が、（１）ＣＩの検査、（
２）Ｃ２の検査、（３）Ｃ３の検査、（４）Ｃ１とＣ２
の間での相互検査、（５）Ｃ２と０３の間での相互検査
からなる場合、この５つの制御ベクトル検査ステップを
異なる５台のプロセッサ間て分割することができる。第
１のプロセッサはＣ１を検査するタスクを割り当てられ
、第２のプロセッサはＣ２を検査するタスクを割り当て
られる。第４と第５のプロセッサによって実行されるタ
スクは、２つの制御ベクトルの間での相互検査が必要な
ので、より複雑になることがある。各プロセッサは、そ
の割り当てられた制御ベクトル・タスクを実行し、その
結果、制御ベクトル検査プロセスは合格または失格とな
る。各プロセッサは、この知見を指定されたルーチン（
制御ベクトル検査マネージャと呼ぶ）に報告する。制御
ベクトル検査マネージャは投票（すなわち、成功と失敗
）をカウントする。

５台のプロセッサがすべて成功を報告した場合、制御ベ
クトル検査マネージャは暗号処理機構に、要求された暗
号命令の実行を可能にする制御信号を送る（他の投票戦
略も可能である）。制御ベクトルの明確な利点の１つは
、多重経路検査が可能なことである。すなわち、暗号キ
ー管理適用業務プログラムは、並列プロセッサ及び接続
マシンのアーキテクチャによって得られる向上した性能
を活用できるように調節される。

Ｄ−３多数の暗号機構による制御ベク）・ルの検査 本発明は、第２に、制御ベクトル検査のタスクをどのよ
うにすれば、近接しておりあるいは非常に離れた遠隔位
置にあって、制御ベクトル検査を並行して（すなわち並
列に）または逐次的に、あるいは予め定めた順序でまた
は特別の順序によらずに異なる時間に実行する、異なる
複数の暗号装置間でまたはそれぞれの暗号機構間で分割
できるかを開示する。やはり上記の例を使用すると、Ｃ
１、Ｃ２、Ｃ３が３つの制御ベクトルを表し、制御ベク
トル検査が、（１）Ｃ１の検査、（２）Ｃ２の検査、（
３）Ｃ３の検査、（４）Ｃ１とＣ２の間ての相互検査、
（５）Ｃ２と０３の間での相互検査からなる場合、この
５つの制御ベクトル検査ステップを、異なる５つの装置
間で、あるいは同じことであるが、各装置の暗号機構間
で分割することができる。第１の装置または暗号機構は
Ｃ１を検査するタスクを割り当てられ、第２の装置また
は暗号機構はＣ２を検査するタスクを割り当てられる。

各装置または暗号機構その割り当てられた検査タスクを
実行し、その結果、制御ベクトル検査プロセスは合格ま
たは失格となる。各装置または暗号機構は、その知見（
すなわち成功または失敗）を指定された装置または暗号
機構に、たとえばその暗号機構中で実行される、前述の
ように制御ベクトル検査マネージャと呼ばれるルーチン
に報告する。制御ベクトル検査マネージャは、投票（す
なわち成功と失敗）をカウントする。５台の装置または
暗号機構がすべて成功を報告した場合、制御ベクトル検
査マネージャは暗号処理機構に、要求された暗号命令の
実行を可能にする制御信号を送る。要求された暗号命令
は、制御ベクトル検査マネージャが常駐する装置で要求
されたものと仮定する。実際には、制御ベクトル検査マ
ネージャはまた、制御ベクトル検査タスクを各装置また
は暗号機構に割り当てることもできる。他の実施態様で
は、どの装置が制御ベクトル検査のどの部分を実行する
かが、プロトコルの下で暗示的に定義され、あるいはあ
るプロトコルの下でそのプロトコルが行使される他の何
らかの文脈を介して知られる（他の投票戦略も可能であ
る）。制御ベクトル検査を２つ以上の装置間で分割する
ことにより、製品設計の際、生産コスト、複雑さ、キー
使用制御の精巧化、性能、使い勝手のよさの間で折合い
をつけることが可能となることがある。

たとえば、制御ベクトル検査のタスクを単一装置で行な
う必要はなく、より低コストの装置で共用することがで
き、したがって総生産コストを下げることができる。

この概念の特定の応用例は、スマート・カードを介して
顧客の定義したキー使用フィールドの制御ベクトル検査
を行なうものである。制御ベクトルの残りの部分の制御
ベクトル検査は、端末やワークステーションなど同じ場
所にある暗号装置の暗号機構によって実施される。スマ
ート・カードを所有するユーザが、端末またはワークス
テーションと対話して、暗号に関する所望のタスクを実
行するものと仮定する。暗号適用業務は、１２８ビツト
の制御ベクトルを必要とし、便宜上その最初の６４ビツ
トはワークステーションで検査し、第２の６４ビツトは
スマート・カード上で検査するものト仮定する。ワーク
ステーションでもスマート・カード上でも検査が成功し
た場合、要求された暗号命令はワークステーションにあ
る暗号機構によって実行される。（他の戦略も可能であ
る。たとえば、制御ベクトル検査の分割と同様に、命令
の実行自体を２つ以上の命令プロセッサの間で分割する
ことができる。ただし、通常は一列に配列した複雑な暗
号命令を、複数のプロセッサを使って処理することは必
ずしも常に可能ではない。）制御ベクトルを、第１の部
分（端末またはワークステーションで検査されるシステ
ム部分）と第２の部分（スマート・カード上で検査され
るユーザ部分）に分割すると、暗号適用業務を顧客に合
わせて調整することができる。たとえば、ハードウェア
・ベンダは、顧客Ａに売るすべてのスマート・カード上
に顧客Ａに特有の制御ベクトル検査マイクロコードを事
前ロードすることによってスマート・カードを顧客Ａに
合わせて調整し、顧客Ｂに売るすべてのスマート・カー
ド上に顧客Ｂに特有の制御ベクトル検査マイクロコード
を事前ロードすることによってスマート・カードを顧客
Ｂに合わせて調整することができる。顧客Ａ用の制御ベ
クトル検査マイクロコードは、顧客Ａが選択する、制御
ベクトルのユーザ部分中の制御ベクトル・フィールドの
定義に依存し、顧客Ｂ用の制御ベクトル検査マイクロコ
ードは、顧客Ｂが選択する、制御ベクトルのユーザ部分
中の制御ベクトル・フィールドの定義に依存する。この
ようにして、各顧客は、端末またはワークステーション
で検査される制御ベクトルのシステム定義部分に基づく
制御ベクトル検査の若干の共通セットを有し、かつスマ
ート・カード上で検査される顧客特有の部分を有する。

スマート・カードを介して制御ベクトル検査を調整する
他の戦略も多数可能であるが、それらはすべて、制御ベ
クトルのユーザ部分の同じ検査を端末またはワークステ
ーションで実行する代りに、スマート・カードが使用で
きるという共通点を有する。というのは、この場合、異
なる各顧客ごとの制御ベクトル検査をハードウェアに組
み込まなければならないからである。したがって、この
ような顧客要件の広いベースに対処するのに必要なハー
ドウェアの量によって生産コストが押し上げられ、ある
いはこうした暗号装置のサービスを受けられる顧客の数
が制限されることがある。

分散処理環境における制御ベクトル検査のもう１つの可
能性は、端末及びワークステーションに制御ベクトル検
査を接続されたホスト・プロセッサにオフロードさせる
ものである。ホストと複数の接続ワークステーションか
らなるネットワークでは、通常はワークステーションで
実行される制御ベクトル検査が、その代りにホストで実
行される。こうした実施態様で可能な利点は、暗号をサ
ポートするために必要なワークステーションのハードウ
ェアを最小にして、製品コストを下げることができるこ
とである。一方ホストでは、制御ベクトル検査は、単一
の制御ベクトル検査機構に負担させることができる。こ
の場合、ハードウェア設計上若干の有利なトレードオフ
を得ることが可能である。この遠隔制御ベクトル検査の
方法を安全に実施するには、端末が制御ベクトル検査要
求メツセージを作成しなければならない。この要求メツ
セージは、暗号機能要求と、要求された機能を処理する
のに必要なすへてのキーに対する制御ベクトルとから構
成される。たとえば、ＡＮＳＩ９゜８のＭＡＣ生成方法
と、ホストと共用される予め作成されたＭＡＣギーとを
使って、この要求メ、ソセージに対するメツセージ承認
コード（ＭＡＣ）を計算する。ＭＡＣは、ワークステー
ションからホストに送られる要求メツセージと共に含ま
れる。

ホストでの制御ベクトル検査に成功した場合は「イエス
」、それに失敗した場合は「ノー」の応答メツセージが
、ホストからワークステーションに送られる。応答メツ
セージに対する同様のＭＡＣを、ホストとワークステー
ションの間で共用される同様に予め作成されたＭＡＣキ
ーを使って計算し、そのＭＡＣをワークステーションに
送られる応答メツセージに含める。ＭＡＣを生成し検査
するためのプロトコルと手順は、従来技術に記載されて
いる。前掲の米国特許出願第２３３５１５号には、前記
の制御ベクトル検査要求メ・ノセージ及び応答メツセー
ジの保全性を保護するために使用できるＭＡＣ生成命令
及びＭＡＣ検査命令か記■戊されている。

Ｄ−４多数の論理的及び物理的エンティティによる制御
ベクトル検査 本発明は、第３に、制御ベクトル検査のタスクをどうす
れば異なる制御ベクトル検査の目的をもつ様々な論理的
エンティティ及び物理的エンティティ、たとえば暗号機
構、ＣＦＡＰ１適用業務プログラムやユーザの間で分割
できるかを開示する。

制御ベクトル検査は、暗号機構によって検査される（す
なわち、ハードウェア中で達成可能な最高の安全保護を
備えた）第１部分と、ＣＦＡＰによって検査される（す
なわち、ＣＦＡＰによって割り当てられた検査すべき制
御ベクトル・フィールドからなる）第２部分と、適用業
務プログラムまたはユーザによって検査される（すなわ
ち、ユーザによって割り当てられた検査すべき制御ベク
トル・フィールドからなる）第３部分の３つの部分から
構成できる。この場合、各部分が制御ベクトル中の当該
のフィールドを検査し、制御ベクトル検査に成功しない
限り、暗号化されたキー及び関連する制御ベクトルが各
当事者（適用業務プログラム、＝６９− ＣＦＡＰｌまたはハードウェア）によって使用されるこ
とはない。各プロセッサが成功または失敗を制御ベクト
ル検査マネージャに報告する、並列プロセッサや多重プ
ロセッサの例とは異なり、このプロセスは、制御ベクト
ル検査が成功したと各当事者が満足しない限り、暗号化
されたキー及び制御ベクトルの流れが中断または阻止さ
れるようになっている。許可を受けたシステム担当職員
を通常のユーザや適用業務プログラムから区別するとい
う変形もある。この場合、（ユーザや適用業務プログラ
ムではなく）許可を受けたシステム担当職員による制御
ベクトル検査は’ｔ　ＣＦＡＰ出口を介して制御権を得
た（すなわち、非特権モードではなく特権モードで実行
される）ソフトウェア・ルーチンを用いて実行できる。

こうすると、顧客ならびにベンダの希望を反映した様々
な制御ベクトル検査の方針を、ベンダ及び導入システム
が課すことが可能になる。

Ｄ−５投票カウント戦略 一般の大部分の場合、制御ベクトルの検査された部分が
すべて検査に合格した場合に、要求された命令が実行さ
れる。言い換えれば、各制御ベクトル検査機構（または
制御ベクトル検査機構と同等のタスクを実行するプロセ
ッサ）が「成功」と報告した場合に、要求された暗号命
令が実行される。そうではなく、制御ベクトル検査の何
らかの部分が不合格の場合には、その要求された暗号命
令は実行されない。他の投票カウント戦略も可能である
。

１つの代替案は、ある制御ベクトル検査機構の応答を他
のものより優先させるものである。すなわち、制御ベク
トル検査機構ｉが制御ベクトル検査機構ｊより優先され
、装置ｉが「成功」を報告し装置ｊが「失敗」を報告す
る場合、装置ｉの投票権が装置ｊの投票権に優先する。

その場合、装置ｉの投票権は無効となる。−例を挙げる
と、装置ｊは、他のある制御ベクトル機能よりも優先さ
れるオーディタの秘密のパスワードの妥当性を検査する
ことができる。装置ｊは解読属性りを必要とすることが
あり、この属性が存在しない場合は「失敗」を報告する
。しかしこの例では、秘密のパスワードはＤ（解読）属
性の欠如をオーバライドするのに十分であると見なされ
るので、オーデイタ機能が優先される。

もう１つの代替案は、多数決に基づいて投票をカウント
するものである。すなわち、過半数の制御ベクトル検査
機構が「成功」を報告した場合に命令が実行される。も
ちろん、これらの異なる投票カウント戦略が意味を持つ
ためには、制御ベクトルの諸フィールドをそれに応じて
定義しなければならない。ただし、本発明の範囲は、そ
の命令を実行するためにすべての投票が「成功」でなけ
ればならないという投票カウント戦略のみに限られるも
のではなく、様々な投票カウント戦略を用いた異なる多
くの環境中で本発明を実施することができる。

Ｄ−６保全性を備えた投票 すべて単一の暗号サービス要求（または暗号命令実行要
求）に関連する、１つまたは複数の制御ベクトルの１つ
または多数のフィールドの検査に関わる各制御ベクトル
検査機構は、制御ベクトルの検査の成功に基づいてイエ
ス／ノーの投票を投じる。このイエス／ノーの投票、す
なわち電子的信号が制御ベクトル検査機構から物理的に
保護された線を介して指定された管理プロセッサまたは
暗号機構へと送られるとき、または物理的に保護された
安全な境界内に留まるとき、それらの信号の保全性を確
保するために追加の保護措置が必要ではない。しかし、
イエス／ノーの投票または信号が、不正利用者が「ノー
」の投票を「イエス」の投票に変えて、拒絶された要求
を満たされた要求に変えさせる恐れのある、制御下には
ない不正利用の恐れのある環境中を、たとえば露出した
通信回線暗号装置の無保護バス上を通過する時は、これ
らの信号の保全性を、従来技術で周知の暗号手段によっ
て保護することができる。メツセージ承認コード（ＭＡ
Ｃ）を使ってメツセージの保全性を確保するためのプロ
トコル及び手順が、これを実現するための周知の唯一の
手段である。本発明では、イエス／ノー信号が制御ベク
トル検査機構から、信号を解釈して要求された暗号命令
を実行するか否かを判断する管理プロセッサまたは暗号
機構に送られる間に、制御ベクトル検査機構によって生
成される信号が保全性をもつことを前提とする。

避１υＪ先肌 第１６図は、制御ベクトル検査が単一の暗号機構内の単
一点で実行されるという、単一制御ベクトル検査機構に
関して制御ベクトル検査を示している。第１６図で、Ｃ
ＶａｌＣＶｂｌ・・・、ＣＶｍは、暗号機構４が入出力
経路８を介して受け取った暗号サービス要求に関連する
ｍ個の制御ベクトル１組を表すものとする。制御ベクト
ル検査を行なう通常の方法は、ｍ個の制御ベクトルＣｖ
ａ１ｃｖｂ、・・・、ＣＶｍすべてを制御ベクトル検査
機構１４によって検査するものである。暗号処理機構１
６内で受け取った暗号サービス要求を処理する判断も、
同様に制御ベクトル検査機構１４から線２０を介して暗
号処理機構１６に発行される単一の許可信号に基づいて
行なわれる。制御ペクトル検査機構１４によって制御ベ
クトルＣＶ　ａ　Ｎ　ＣＶｂｌ・・・、ＣＶｍに対して
実施される制御ベクトル検査は、個々の各制御ベクトル
内の個々のビット及びフィールドの整合性検査、ならび
に１つまたは複数の制御ベクトル内のフィールドのｎ重
検査（相互検査と呼ばれる）からなる。この検査は制御
ベクトルのタイプによって暗示され、また暗号サービス
要求内で要求された機能や指定されたパラメータ値など
暗号サービス要求の性質にも依存することがある。

ＣＶ検査の具体的特徴は、それが、合計が各部分の和と
なるような、いくつかのより小さな離散プロセス（サブ
プロセスと呼ぶ）に、通常は全く容易に分割できるプロ
セスであることである。たとえば、第１のＣｖ検査サブ
プロセスがＣＶａ中の第１フィールドの検査からなり、
第２のＣｖ検査サブプロセスがＣＶａ中の第２フィール
ドの検査からなり、第３のＣＶ検査サブプロセスがＣＶ
ｂ中の第１フィールドの検査からなり、第４のサブプロ
セスがＣＶａ中の第３フィールドとＣＶｂ中の第２フィ
ールドの検査からなり、第５のサブプロセスがＣＶａ中
の第１フィールドとＣＶｂ中の第１フィールドとＣＶｃ
中の第１フィールドからなり、以下同様である。一般に
、この１組の制御ベクトルＣｖａ１Ｃｖｂ１・・・、Ｃ
Ｖｍを５組のＣｖフィールド・セットＦＳ１、ＦＳ２、
・・・、ＦＳｎに配分することができ、各ＣＶフィール
ド・セットは、ＣＶ　ａ　Ｎ　ＣＶ　ｂ　１”−１ＣＶ
ｍ中の各々のＣＶ検査ザブプロセスに必要なビット及び
フィールドからなる。次に第１７図には、５組のＣＶフ
ィールド・セラ１−ＦＳ１、・・・、、ＦＳｎが示され
ており、フィールド・セットＦＳＩはＣＶａからの第１
組のビットまたはフィールドＣＶａ　（１）、ＣＶｂか
らの第１組のビットまたはフィールドＣＶｂ　（１）な
どからなる。フィールド・セットＦＳ２はＣＶａからの
第２組のビットまたはフィールドＣＶａ　（２）　、Ｃ
Ｖｂからの第２組のビットまたはフィールドＣＶｂ　（
２）なとからなる。ＣＶａ　（１）中のビットまたはフ
ィールドはＣＶａ（２）、・・・、ＣＶａ　（ｎ）中の
ビットとは全く異なることがあり、場合によっては、相
互検査要件によって若干のオーバラップが生じることも
ある。

ＣＶａ　（２）とＣＶａ　（１）　、ＣＶａ　（３）　
、−１ＣＶａ　（ｎ）及びＣＶａ　（３）とＣＶａ　（
１）、ＣＶａ　（２）　、ＣＶａ　（４）　、−、ＣＶ
ａ　（ｎ）などの関係についても同じことがいえる。ま
た、Ｃｖｂ（１）、ＣＶｂ（２）、・・・、ＣＶｂ（ｎ
）やＣＶｃ　（１）　、ＣＶｃ　（２）　、＝−１ＣＶ
ｃ　（ｎ）などについても同じことがいえる。さらに、
任意のｉ及びｊについて１つまたは複数の値ＣＶｉ（ｊ
）が空セットを表すことがあり得る。したがって、ＦＳ
ｌのＣＶ検査がＣＶａ中の第１フィールドＣＶａ　（１
）の検査のみからなる場合、他のｎ−１個ノサブセット
Ｃｖｂ（１）、・・・、ＣＶｍ（１）はすべて空セット
となる。

第１８図に示すように、各Ｃ■フィールド・セットは関
連する制御ベクトル検査プロセス（サブプロセス）を宵
する。すなわぢ、Ｃ■フィールド・セラ）ＦＳ　１は関
連する制御ベクトル検査プロセスＰ（１）をイイし、Ｃ
■フィールド・セットＦＳ２は関連する制御ベクトル検
査プロセスＰ（２）を有し、以下同様である。Ｐ（１）
は、Ｃｖａｌｃｖｂ、−・・、ＣＶｍ中のＣＶａ　（１
）　、ＣＶｂ（１）、・・・、Ｃｖｍ（１）によって指
定される制御ベクトル・ビット及びフィールドに対して
実行しなければならない制御ベクトル検査を表し、Ｐ（
２）は、ＣＶａｓ　ＣＶｂｔ　”・、ＣＶｍ中のＣＶａ
　（２）　、ＣＶｂ　（２）　、−１ＣＶｍ　（２）に
よって指定される制御ベクトル・ビット及びフィールド
に対して実行しなければならない制御ベクトル検査を表
し、以下同様である。すなわち、Ｐ（１）、Ｐ（２）、
・・・、Ｐ　（ｎ）は、それぞれＣｖフィールド・セッ
トＦＳ１、ＦＳ２、・・・、ＦＳｎと関連する制御ベク
トル検査プロセスである。

制御ベクトルＣＶａ１ＣＶｂ１−・・、ＣＶｍの検査は
、それぞれ５組のＣｖフィールド・セットＦＳ１、・・
・、、ＦＳｎに対して作用するｎ個の異なる制御ベクト
ル検査プロセスＰ（１）、・・・、Ｐ（ｎ）に分割でき
るので、Ｃｖ検査を多数の点で異なるプロセッサによっ
てまたは共通のプロセッサを共＝７８− 用する異なるプログラムによって、あるいはその両方に
よって実施することができる。これらの異なるプロセッ
サは、単一の暗号機構にサービスする共通ハードウェア
・バスに接続された並列プロセッサでもよく、また異な
る暗号機構にサービスする分散プロセッサでもよい。多
数の組合せや実施例が可能であり、それぞれが独自の特
徴、属性、利点を存する。

次に第１９図には、管理プロセスがＣｖ検査を実行しな
い第１の多重プロセッサ実施例が示されている。制御ベ
クトル検査プロセスとＣｖフィールド・セットの各対Ｐ
　（１）　、ＦＳ　ｉが、別々の処理装置によって処理
される。全部でｎ台の処理装置ＰＵ（１）、・・・、Ｐ
Ｕ　（ｎ）があり、たとえばＣｖフィールド・セラ）Ｆ
Ｓ　１は処理装置ＰＵ（１）上で実行される制御ベクト
ル検査プロセスＰ（１）によって検査され、Ｃ■フィー
ルドＦＳ２は処理装置ＰＵ　（２）上で実行される制御
ベクトル検査プロセスＰ（２）によって検査されるよう
になっている。処理装置ＰＵ　（１）　、・・・、ＰＵ
（ｎ）によって実行されるＣ■検査の開始とスケジュー
リング、及びイエス／ノーの応答の収集を担当する管理
プロセスは、別個の処理装置ＰＵ（ｔ）によって行なわ
れる。ＣＶ検査の要求は、管理プロセスから各処理装置
に送られる要求コマンドによって行なわれる。管理プロ
セスは、受け取ったイエス／ノーの応答に基づき、未処
理の暗号サービス要求を実行させまたは打ち切らせる。

各処理装置ＰＵ（１）、−・・、ＰＵ　（ｎ）は、バス
５０を介して処理装置ＰＵ　（ｔ）中にある管理プロセ
スに接続される。処理装置ＰＵ　（１）　、・・・、Ｐ
Ｕ　（ｎ）及びＰＵ　（ｔ）は、単一の暗号機構の安全
境界内にあってよ＜、シたがって、Ｃ■検査プロセスの
保全性を保つ。各処理装置ＰＵ（１）、・・・、ＰＵ　
（ｎ）はまた、命令処理機構（ＩＰＵ）、バス・アダプ
タ、及び任意選択で暗号化／解読動作を実行するための
暗号処理機構（ＣＵ）を有する（破線はＣＵが任意選択
であることを示す）。

処理装置ＰＵ　（ｔ）も、命令処理機構、バス・アダプ
タ、及び暗号処理機構を含んでいる。処理装置ＰＵ　（
ｔ）は、管理プロセスを含んでおり、したがってすべて
の暗号サービス要求を実行するので、ＣＵは任意選択で
はない。代替実施例（図示せず）では、処理装置ＰＵ　
（１）　、・・・、ＰＵ（ｎ）　、ＰＵ　（ｔ）及びバ
ス５０を保全性のある保護区域内に設けることが可能で
あるが、必ずしも単一の暗号機構内である必要はない。

当業者なら理解できるように、このような代替実施例は
第１９図に示した実施例から容易に導かれる。

次に第２０図には、管理プロセスがＣＶ検査を行なう第
２の多重プロセッサ実施例が示されている。制御ベクト
ル検査プロセスとＣｖフィールド・セットの各対ＰＵ　
（ｉ）　、ＦＳ　ｉは、別々の処理装置によって処理さ
れる。全部でｎ台の処理装置ＰＵ（１）、・・・、ＰＵ
　（ｎ）があり、たとえばＣＶフィールド・セラ）ＦＳ
　１は処理装置ＰＵ（１）上で実行される制御ベクトル
検査プロセスＰ（１）によって検査され、Ｃ■フィール
ド・セットＦＳ２は処理装置ＰＵ　（２）上で実行され
る制御ベクトル検査プロセスＰ（２）によって検査され
るようになっている。しかし、処理装置ＰＵ　（１）、
・・・、ＰＵ　（ｎ）によって実行されるＣｖ検査の開
始とスケジューリング、及びイエス／ノーの応答の収集
を担当する管理プロセスは、処理装置ＰＵ（１）、・・
・、ＰＵ　（ｎ）によって行なわれる。第２０図では、
管理プロセスは処理装置ＰＵ（１）上で実行されるが、
どの処理装置を選択することもできる。管理プロセスは
、受け取ったイエス／ノーの応答に基づき、未処理の暗
号サービス要求を実行させまたは打ち切らせる。各処理
装置ＰＵ（１）、・・・、ＰＵ　（ｎ）はバス５０を介
して接続される。処理装置ＰＵ　（１）　、・・・、Ｐ
Ｕ　（ｎ）は単一の暗号機構の安全境界内にあってよ＜
、シたがってＣ■検査プロセスの保全性を保つ。各処理
装置ＰＵ　（２）　、−、ＰＵ　（ｎ）はまた、命令処
ＥＩ４１構（Ｉ　Ｐ　Ｕ　）　、バス・アダプタ、及び
任意選択で暗号化／解読動作を実行するための暗号処理
機構（ＣＵ）を有する（破線はＣＵが任意選択であるこ
とを示す）。処理装置ＰＵ　（１）も、命令処理機構、
バス・アダプタ、及び暗号処理機構を含んでいる。処理
装置ＰＵ（１）は、管理プロセスを含んでおり、したが
ってすべての暗号サービス要求を実行するので、ＣＵは
任意選択ではない。

代替実施例（図示せず）では、処理装置ＰＵ（１）、・
・・、ＰＵ　（ｎ）及びバス５０を保全性のある保護区
域内に設けることが可能であるが、必ずしも単一の暗号
機構内である必要はない。当業者なら理解できるように
、このような代替実施例は第２０図に示した実施例から
容易に導かれる。

次に第２１図には、管理プロセスがＣＶ検査を実行しな
い第１の分散プロセッサ実施例が示されている。制御ベ
クトル検査プロセスとＣｖフィールド・セントの各対Ｐ
（ｉ）、ＦＳｉが、別々の処理装置によって処理される
。全部でｎ台の処理装置ＰＵ（１）、・・・、ＰＵ　（
ｎ）があり、たとえばＣＶフィールド・セラ）ＦＳｌは
処理装置ＰＵ（１）上で実行される制御ベクトル検査プ
ロセスＰ（１）によって検査され、ＣＶフィールドＦＳ
２は処理装置ＰＵ　（２）上で実行される制御ベクトル
検査プロセスＰ（２）によって検査されるようになって
いる。処理装置ＰＵ　（１）　、・・・、ＰＵ（ｎ）に
よって実行されるＣＶ扶査の開始とスケジューリング、
及びイエス／ノーの応答の収集を担当する管理プロセス
は、別個の処理装置ＰＵ（１）によって行なわれる。Ｃ
Ｖ検査の要求は、管理プロセスから各処理装置に送られ
る要求メ・ノセージによって行なわれる。管理プロセス
は、受け取ったイエス／ノーの応答に基づき、未処理の
暗号サービス要求を実行させまたは打ち切らせる。

各処理装置ＰＵ（１）、・・・、ＰＵ　（ｎ）は、通信
リンク５０を介して処理装置ＰＵ　（ｔ）中にある管理
プロセスと通信する。処理装置ＰＵ（１）、・・・、Ｐ
Ｕ　（ｎ）及びＰＵ　（ｔ）は、それぞれ別々の暗号機
構の安全境界内にあってよ＜、シたがって、ＣＶ検査プ
ロセスの保全性を保つ。すなわち、ＰＵ（１）は第１の
ＣＦ中にあり、ＰＵ　（２）は第２のＣＦ中にあり、以
下同様である。各処理装置ＰＵ（１）、・・・、ＰＵ　
（ｎ）はまた、命令処理機構（ＩＰＵ）、出力アダプタ
、及び任意選択で暗号化／解読動作を実行するための暗
号処理機構（ＣＵ）を宵する（破線はＣＵが任意選択で
あることを示す）。処理装置ＰＵ（ｔ）も、命令処理機
構、入出力アダプタ、及び暗号処理機構を含んでいる。

処理装置ＰＵ　（ｔ）は、管理プロセスを含んでおり、
したがってすべての暗号サービス要求を実行するので、
ＣＵは任意選択ではない。代替実施例（図示せず）では
、処理装置ＰＵ（１）、・・・、ＰＵ　（ｎ）及びＰＵ
（ｔ）をそれぞれ保全性のある保護区域内に設けること
が可能であるが、必ずしも当該の暗号機構内である必要
はない。当業者なら理解できるように、このような代替
実施例は第２１図に示した実施例から容易に導かれる。

次に第２２図には、管理プロセスがＣｖ検査を行なう第
２の分散プロセッサ実施例が示されている。制御ベクト
ル検査プロセスとＣｖフィールド・セットの各対Ｐ（ｉ
）、ＦＳｉは、別々の処理装置によって処理される。全
部でｎ台の処理装置ＰＵ（１）、−・・、ＰＵ　（ｎ）
があり、たとえばＣｖフィールド・セットＦＳ１は処理
装置ＰＵ（１）上で実行される制御ベクトル検査プロセ
スＰ（１）によって検査され、Ｃｖフィールド・セット
ＦＳ２は処理装置ＰＵ（２）ｌで実行される制御ベクト
ル検査プロセスＰ（２）によって検査されるようになっ
ている。しかし、処理装置ＰＵ（１）、・・・、ＰＵ　
（ｎ）によって実行されるＣＶ検査の開始とスケジュー
リング、及びイエス／ノーの応答の収集を担当する管理
プロセスは、処理装置ＰＵ（１）、・・・、ＰＵ　（ｎ
）のうちの１台によって行なわれる。第２２図では、管
理プロセスは処理装置ＰＵ　（１）上で実行されるが、
どの処理装置を選択することもてきる。管理プロセスは
、受け取ったイエス／ノーの応答に基づき、未処理の暗
号サービス要求を実行させまたは打ち切らせる。各処理
装置ＰＵ（１）、・・・、ＰＵ　（ｎ）は通信リンク５
０を介して通信する。処理装置ＰＵ（１）、・・・、Ｐ
Ｕ　（ｎ）はそれぞれ別々の暗号機構の安全境界内にあ
り、したがってＣ■検査プロセスの保全性を保つ。すな
わち、ＰＵ　（１）は第１のＣＦ中にあり、ＰＵ　（２
）は第２のＣＦ中にあり、以下同様である。各処理装置
ＰＵ　（２）　、・・・、ＰＵ　（ｎ）＝８６− はまた、命令処理機構（ＩＰＵ）、入出力アダプタ、及
び任意選択で暗号化／解読動作を実行するための暗号処
理機構（ＣＵ）を存する（破線はＣＵが任意選択である
ことを示す）。処理装置ＰＵ（１）も、命令処理機構、
入出力アダプタ、及び暗号処理機構を含んでいる。処理
装置ＰＵ（１）は、管理プロセスを含んでおり、したが
ってすべての暗号サービス要求を実行しなければならな
いので、ＣＵは任意選択ではない。代替実施例（図示せ
ず）では、処理装置ＰＵ　（１）　、・・・、ＰＵ（ｎ
）をそれぞれ保全性のある保護区域内に設けることが可
能であるが、必ずしも当該の暗号機構内である必要はな
い。当業者なら理解できるように、このような代替実施
例は第２２図に示した実施例から容易に導かれる。

第２３図は、ＩＢＭパーソナル・コンピュータなどの端
末またはワークステーションによって実施されるＣ■検
査のもう１つの実施例を示している。バス５０“には、
管理プロセスと制御ベクトル検査プロセスＰ　（ｎ）と
Ｃｖフィールド・セラ）ＦＳｎを含む暗号機構４、フィ
ールド・セ、ットＦＳ１、・・・、ＦＳｎ−１と制御ベ
クトル検査プロセスＰ（１）、・・・、Ｐ（ｎ−１）と
プログラムＰＧ（１）、・・・、ＰＧ（ｎ−１）を含む
プロセッサ・メモリ２３．８０３８６ＣＰＵ８７、ＲＯ
Ｍ］３、入出力アダプタ８９、表示装置９７と接続され
た表示アダプタ９６、及びキーボード９９と接続された
キーボード・アダプタ９８が接続されている。

ＩＢＭパーソナル・コンピュータの動作については、Ｂ
、Ｊ、コノピク（Ｋｏｎｏｐｉｋ　）他の米国特許第４
７Ｅ３８１４９号明細書「リンクされたリスト・データ
構造における複数の共用割込みハンドラを管理するため
のシステム（Ｓｙｓｔｅｍ　ｆｏｒ　Ｍａｎａｇｉｎｇ
ａ　Ｐｌｕｒａｌｉｔｙ　ｏｆ　５ｈａｒｅｄ　Ｉｎｔ
ｅｒｒｕｐｔ　）Ｉａｎｄｌｅｒｓ　ｉｎａ　Ｌｉｎｋ
ｅｄ　Ｌｉ５ｔ　Ｄａｔａ　５ｔｒｕｃｔｕｒｅ）　Ｊ
に記載されている。参照により上記特許を本明細書に合
体する。

第２３図の実施例は、並列または分散ＣＶ検査プロセス
の代りに直列Ｃ■検査プロセスを用いることを特徴とす
る。プロセッサ・メモリ２３はｎ−１のレベルのソフト
ウェアを格納し、その一部は異なるメモリ保護、分離、
保全性、特殊状態、非特殊状態、適用業務レベルのプロ
グラム、システム・レベルのプログラムなどの異なるレ
ベルで動作する′ことがある。これらのソフトウェア・
レベルが制御の階層を形成し、ＣＶフィールド・セラ）
Ｆ’Ｓ１がソフトウェア・レベル１で走行するプログラ
ムＰＧ　（１）の一部としての制御ベクトル検査プロセ
スＰ（１）によって検査されるようになっている。Ｃｖ
検査に成功した場合、制御権は次のソフトウェア・レベ
ルに移って、そこでソフトウェア・レベル２で実行され
るプログラムＰＧ（２）の一部として制御ベクトル検査
プロセスＰ（２）によりＣｖフィールド・セットＦＳ２
が検査される。ＣＶ検査に成功した場合、制御権はその
次のソフトウェア・レベルに移り、以下同様にして、ソ
フトウェア・レベルｎ−１でのＣＶ検査に成功した場合
、暗号機構４に暗号サービス要求が発行され、制御ベク
トル検査プロセスＰ　（ｎ）によってＣ■フィールド・
セットＦＳｎが検査される。ＣＦ４内でのＣｖ検査に成
功した場合、未処理の暗号サービス要求がＣＦ４によっ
て要求される。一方、いずれかのレベルで、すなわちプ
ログラムＰＧ　（１）　、・・・、ＰＧ　（ｎ−１）に
含まれるＣｖ検査プロセスＰ　（１）　、−１Ｐ　（ｎ
　−１）のいずれか１つまたはＣＦ４内のＣｖ検査プロ
セスＰ　（ｎ）でＣｖ検査が失敗した場合、その暗号サ
ービス要求は打ち切られる。ＣＦ４中の管理プロセスは
、ＣＦ４によって実行される制御ベクトル検査プロセス
Ｐ　（ｎ）によるＣ■フィールド・セットＦＳｎのみの
制御ベクトル検査のスケジューリングを担当し、プログ
ラムＰＧ　（１）　、・・・、ＰＧ（ｎ−１）に含まれ
るＣＶ検査プロセスＰ（１）　、−１Ｐ　（ｎ−１）に
よるＣｖフィールド・セットＦＳ１、・・・、ＦＳｎ−
２のＣｖ検査のスケジューリング、あるいはそれから生
じるイエス／ノ一応答の受領は担当しない。その代りに
、Ｃｖ検査は、Ｃｖ検査に成功した場合だけ、あるプロ
グラムから別のプログラムに、たとえばＰＧ（ｉ）から
ＰＧ（ｉ＋１）に、またプログラムＰＧ（ｎ−１）から
ＣＦ４に制御権が移るように直列化され一９〇− ている。そうでない場合は、その暗号サービス要求は打
ち切られる。この意味で、ある処理エンティティから別
の処理エンティティに（プログラムからプログラムに、
あるいはプログラムからＣＦに）「制御を移す」行為は
、論理的に「イエス」応答と等価である。当業者なら理
解できるように、多重処理と多重プログラミングの特徴
及び概念を組み合わせた他の類似の実施例も可能である
。たとえば、ＣＶフィールド・セットＦＳ１、・・・、
ＦＳｉは、第１のネットワーク装置／ノードのバス５０
′に接続されたプロセッサ・メモリ２３中で実行される
プログラムＰＧ　（１）　、・・・、ＰＧ（ｉ）の一部
として制御ベクトル検査プロセスＰ（１）、・・・、Ｐ
（ｉ）によって検査することができる。Ｃ■フィールド
・セットＦＳｉ＋１、・・・、ＦＳｊは、処理装置ＰＵ
（ｉ＋１）、・・・、Ｐ（ｊ）上で実行される制御ベク
トル検査プロセスＰ　（ｉ＋１）、・・・ＮＰ（Ｊ）に
よって検査することができる。各処理装置は、第２、第
３のネットワーク装置と関連する別々の暗号機構に含ま
れ、共通のネットワーク通信リンク５０を介して互いに
リンクされている。またＣ■フィールド・セットＦＳｊ
＋１、・・・、ＦＳｎは、上記の第１のネットワーク装
置のバス５０“に接続された暗号機構４に含まれる処理
装置Ｐ　Ｕ　（ｊ＋　１　）　、・”、ＰＵ　（ｎ）上
で実行される制御ベクトル検査プロセスＰ（ｊ＋１）、
・・・、Ｐ　（ｎ）によって検査することができる。

第２４図は、第１９図に示したＣ■検査実施例のシステ
ムの概要を示す。第２４図には、ＣＶ検査処理装置ＰＵ
（１）、−・・、ＰＵ　（ｎ）　、管理処理装置ＰＵ　
（ｔ）　、及び共通システム・バス５０に接続された処
理装置ＰＵ　（ｖ）が示されている。

これらはすべて安全境界６内にある。処理装置ＰＵ　（
ｖ）は、適用業務プログラムＡＰＰＬ５５七暗号機構ア
クセス・プログラム（ＣＦＡＰ）５４を含む。暗号サー
ビス要求は適用業務プログラムＡＰＰＬ５５によって開
始され、ＣＦＡＰ５４に送られる。ＣＦＡＰ５４は、暗
号サービス要求（または暗号命令）をシステム・バス５
０を介して管理処理装置ＰＵ　（ｔ）に発行する。安全
境界６は、暗号機構４の安全境界でもよく、また暗号機
構４が管理処理装置ＰＵ　（ｔ）内に含まれるような広
い境界またはより狭い境界でもよい。暗号的に言えば、
安全境界６は、第２４図に示す内部構成要素の保全性と
秘密性を物理的侵入や探索攻撃から守るようになってい
る。処理装置ＰＵ（１）　、−、ＰＵ　（ｎ）　、ＰＵ
　（ｔ）及びＰＵ（Ｖ）の論理的分離及び保護は、シス
テム・バス５０を介して接続された処理装置の間で実施
される内部コマンド・プロトフルによってももたらされ
る。複数のバスを使用して、システム・バス５０を処理
装置ＰＵ（１）、・・・、ＰＵ　（ｎ）及びＰＵ　（ｔ
）のみに接続して他のものには接続せず、ＰＵ　（ｔ）
は異なるシステム・バスを介してＰＵ（Ｖ）など他の処
理装置に接続することにより、さらに分離及び保護が得
られる。

第２５図は、管理処理装置ＰＵ　（ｔ）の構成図である
。入出力アダプタ８９に接続された入出力経路８は、管
理処理装置に、接続された装置と外部通信して入力を受
け取り出力を送る能力を与える。システム・バス５０に
接続されたバス・アダプタ８４は、処理装置ＰＵ　（ｖ
）中にあるＣＦＡＰ５４から、暗号サービス要求、暗号
キー及び関連する制御ベクトルを受け取るための経路を
もたらす。別法として、ＣＦＡＰ５４は、Ｃｖ検査プロ
セスの保全性が扱われない限り処理装置ＰＵ（１）　、
−、ＰＵ　（ｎ）及びＰＵ　（ｔ）を含めて、システム
・バスに接続されたどの処理装置中にあってもよく、ま
た処理装置ＰＵ　（ｔ）に接続された別のシステム・バ
スに接続された処理装置中にあってもよい。ある実施例
では、暗号サービス要求、暗号キー、及び関連する制御
ベクトルを、たとえば第２６図の処理装置Ｐ（１）中の
入出力経路８を介して受け取ることができる。システム
・バス５０に接続されたバス・アダプタ８４も、処理装
置ＰＵ　（１）　、・、ＰＵ　（ｎ）中でのＣ■検査の
スケジューリングを行なうため、すなわちＣＶ検査プロ
セスＰ（１）、・・・、Ｐ（ｎ）及びそれぞれ処理装置
ＰＵ（１）、−・・、ＰＵ　（ｎ）内のＣＶフィールド
・セットＦＳ１、・・・、Ｆ　Ｓ　ｎを初期設定し、Ｃ
ｖ検査を行なわせるため、ＰＵ　（ｎ）を介して処理装
置ＰＵ　（１）　、・・・、ＰＵ　（ｎ）に要求（コマ
ンド、メツセージ等）を送るための経路をもたらす。シ
ステム・バス５０に接続されたバス・アダプタ８４は、
Ｃｖ検査の結果を報告できるように処理装置ＰＵ（１）
、・・・、ＰＵ　（ｎ）からイエス／ノ一応答（投票）
を受け取るための経路をももたらす。８０３８８命令処
理機構（ＩＰＵ）８７は、ＲＯＭ８６に記憶されたマイ
クロコードとＲＡＭ８８に記憶されたプログラム・コー
ドを実行する。暗号処理機構１６は、マネージャ・バス
８５を介して送られた許可信号に応答して暗号機能を実
行する。ＲＡＭ８８は、処理装置ＰＵ（１）、・・・、
ＰＵ　（ｎ）にそれぞれＣｖ検査プロセスＰ（１）、・
・・、Ｐ　（ｎ）を事前ロードするためのＩＰＬ管理機
能を含む管理機能と、Ｃｖ検査のスケジュールを立てて
開始させるため、ＣＶフィールド・セットＦＳ１、・・
・、ＦＳｎをそれぞれ処理装置ＰＵ（１）、・・・、Ｐ
Ｕ　（ｎ）中にロードするためのスケジューリング・ア
ルゴリズムと、イエス／ノ一応答を受け取って分析し、
暗号処理機構１６に許可信号を送って要求された暗号機
能を実行させるための判断アルゴリズムを含んでいる。

別法として、Ｃｖ検査プロセスＰ　（１）　、・・・、
Ｐ　（ｎ）をそれぞれ処理装置ＰＵ（１）、・・・、Ｐ
Ｕ　（ｎ）に送り、同時にフィールド・セットＦＳ１、
・・・Ｎ　ＦＳｎをそれぞれ処理装置ＰＵ　（１）、・
・・、ＰＵ　（ｎ）に送ることもできる。ＲＡＭ８８は
また、暗号処理機構１６によって実行される暗号アルゴ
リズムと、データ及びキー変数を記憶するための作業用
記憶機構をも含んでいる。作業用記憶機構に記憶された
プログラム、データ及びキーハ、ハス・アダプタ８４と
システム・バス５０を介して、あるいは入出力アダプタ
８９と入出力経路８を介して受け取られる。

第２７図に、ＰＵ　（ｔ）中での制御ベクトル管理プロ
セスの流れ図を示す。暗号サービス要求、暗号キー、及
び関連する制御ベクトルを、処理装置ＰＵ　（ｖ）中に
あるＣＦＡＰ５４からバス・アダプタ８４とシステム・
バス５０を介して受け取る。受け取った制御ベクトルＣ
ｖ１、・・・、ＣＶ　ｍを分解してＣ■フィールド・セ
ットＦＳ１、・・・、ＦＳｎとし、これらのＣ■フィー
ルドをシステム・バス５０を介してそれぞれ処理装置Ｐ
Ｕ　（１）、・・・、ＰＵ　（ｎ）中にあるＣＶ検査プ
ロセスＰ（１）、・・・、Ｐ　（ｎ　）に配布する。あ
るいは、Ｐ（１）　、・・・、Ｐ　（ｎ）をＦＳｌ、・
・・、ＦＳｎと共に動的に配布する。すなわち、Ｐ　（
１）とＦ’Ｓ１をＰＵ　（１）に配布し、Ｐ　（２）と
ＦＳ２をＰＵ（２）に配布し、以下同様に行なう。次い
で、管理処理装置ＰＵ　（ｔ）は、すべての処理装置か
らイエス／ノ一応答（すなわち投票）を受け取るのを待
つ。すべての応答を受け取ると、管理プロセスは投票を
カウントし、続行するかそれとも打ち切るか判断を下す
。代表的な判断手順は、単にすべての応答が「イエス」
であることを必要とし、その場合、暗号処理機構１６に
許可信号が送られて、要求された暗号機能を実行させる
。１つ以上「ノー」応答を受け取った場合、その暗号サ
ービス要求は打ち切られる。本発明の「課題を解決す一
９７＝ るための手段」の所でより詳しく引用したような、より
複雑な様々の判断手順も可能である。暗号処理機構１６
は、要求された機能に応じてキーを解読し処理し暗号化
する。機能の出力はシステム・バス５０を介してＣＦＡ
Ｐ５４に戻される。第２６図は、ＣＶ検査を行なうｎ台
の処理装置の１つである処理装置ＰＵ　（１）の構成図
である。ＰＵ（１）は、入出力アダプタ８９．８０３８
６命令処理機構（ＩＰＵ）８７、ＲＯＭ８６、暗号処理
機構１６、ＲＡＭ８８“及びバス・アダプタ８４を含ん
でいる。これらはすべて内部バス８５に接続されている
。接続されたスマート・カード読取装置９３からまたは
キーボード９１によって読み取ることのできる、スマー
ト・カード９５などの接続された装置からの外部入出力
が、入出力経路８“を介する外部通信をもたらす。シス
テム・バス５０に接続されたバス・アダプタ８４は、管
理処理装置ＰＵ　（ｔ）からＣ■検査アルゴリズム（す
なわちＣ■検査プロセスＰ（１）とＣｖフィールド・セ
ット（たとえば、Ｃｖフィールド・セツ）ＦＳＩ））を
受け取り、管理処理装置ＰＵ（ｔ）にイエス／ノ一応答
を送り返すための経路をもたらす。システム・バス５０
は安全境界６内に含まれるので、システム・バス５０を
介して通信されるデータは、保全性をもつものと仮定さ
れる。８０３８６ＩＰＵは、ＲＯＭ８６に記憶されてい
るマイクロコードを実行し、Ｃｖ検査アルゴリズム（す
なわち、ＲＡＭ８８“に記憶されているＣｖ検査プロセ
スＰ（１））を実行する能力をもたらす。処理装置ＰＵ
　（１）が時には管理処理装置として働くことがある場
合、あるいはＰＵ（，１）がＣｖ検査機能と接続されて
いない他の何らかの要求のために暗号機能を実行する場
合、任意選択で暗号処理機構１６が設けられる。ここで
第２６図を参照すると、制御ベクトル検査プロセスは下
記のステップからなる。ＣＶ検査プロセスＰＵ　（１）
を含む要求（コマンド、メツセージ等）を、管理処理装
置ＰＵ　（ｔ）からバス・アダプタ８４とシステム・バ
ス５０を介して受け取る。それに応答して、処理装置Ｐ
Ｕ　（１）は、Ｃ■検査プロセスＰ（１）をＲＡＭ８８
’に記憶させる。（その代りに、ＣＶ検査プロセスＰ（
１）をＣｖフィールド・セラｌ−Ｆ　Ｓ　１と一緒に送
ることができる）。

後で、Ｃｖフィールド・セットＦＳ１を含む類似の要求
を、管理処理装置ＰＵ　（ｔ）からバス・アダプタ８４
とシステム・バス５０を介して受け取る。それに応答し
て、処理装置ＰＵ（１）は、ＲＡＭ８８“に記憶された
ＣＶ検査プロセスＰ（１）を使って、ＣＶフィールド・
セットＦＳ１に対するＣＶ検査を実行する。ＣＶ検査が
失敗した場合は、システム・バス５０を介してＰＵ　（
ｔ）に応答は送られない。

並列処理環境で複数のプロセッサを使ってＣＶ検査を行
なうことの利点は、主として性能の向上である。逆に、
並列処理装置で一杯の環境では、直列計算の代りに並列
計算を実行できるのが有利である。しかし、ｎ台の処理
装置の代りに２ｎ台の処理装置を使ってＣ■処理プロセ
スＰ（１）、・・・、Ｐ　（ｎ）によりフィールド・セ
ットＦＳ１、・・・、Ｆ　Ｓ　ｎのＣＶ検査を行なうよ
うに上記の諸実施例を適合させることにより、安全保護
の向上も実現することができる。この場合、各Ｃ■フィ
ールド・セラ）ＦＳ　１は、異なる２台の処理装置を使
ってＣｖ検査プロセスＰ　（ｉ）により２回検査される
。すなわち、現在のノーの応答ではなく、イエスの応答
を管理処理装置ＰＵ　（ｔ）に送らせることにより、１
台のプロセッサの安全保護が扱われる場合、Ｃ■検査プ
ロセスの全体的安全保護は扱われない。この場合、別の
処理装置はノーと報告し、その場合、暗号サービス要求
は打ち切られる。並列ＣＶ検査のもう１つの利点は、信
頼性の向上である。この場合、常に相互検査能力が得ら
れる。すなわち、１つの処理装置の出力を別の処理装置
の出力と相互検査して、偶然のハードウェア及びソフト
ウェア障害をより容易に検出し、偶然の暗号機能の実行
が起こる可能性をずっと少なくすることができる。当業
者なら理解できるように、基本的実施例に対する上記及
びその他類似の変形が可能であり、安全保護と信頼性を
向上させる様々な型式のＣ■検査スケジューラ・アルゴ
リズムを、こうした多重プロセッサ環境で有利に実施す
ることができる。

並列プロセッサを使ってＣＶ検査を実行する他に、分散
プロセッサ環境でもＣＶ検査をを利に実行できる。第２
８図は、分散式制御ベクトル検査能力をもつ接続された
暗号装置のネッ）・ワークの構成図である。このネット
ワークは、通信リンク５０を介して接続された装置／シ
ステムＰＵ（１，）　、−・・、ＰＵ　（ｎ）及びＰＵ
（ｔ）を含んでいる。各装置／システムは、暗号サービ
ス要求を受け取ることができる暗号機構４を含んでいる
。

すなわち、どの装置も管理装置になることができ、ネッ
トワーク中の他の装置で実行されるＣＶ検査のスケジュ
ールを立てるタスクを実行することができる。ただし、
話を簡単にするため、装置／システムＰＵ　（ｔ）が、
装置ＰＵ　（１）　、・・・、ＰＵ（ｎ）でのＣ■検査
のスケジューリングを担当する管理装置／システムであ
り、装置／システムＰＵ　（ｔ）はＣ■検査のみを行な
うものと仮定する。

装置／システムＰＵ　（ｔ）はまた、適用業務プロダラ
ムＡＰＰＬ５５と暗号機構アクセス・プログラム（ＣＦ
ＡＰ）５４を備えている。これらが示しであるのは、装
置／システムＰＵ　（ｔ）が管理装置だからである。実
際には、装置／システムＰＵ（１：）、・・・、ＰＵ　
（ｎ）は適用業務プログラムとＣＦＡＰを備えているが
、第２８図には示してない。通常、暗号サービスを求め
る要求はＡＰＰＬ５５によって発行され、ＣＦ’ＡＰ５
４に送られる。ＣＦＡＰ５４は暗号サービス要求を暗号
機構４に発行する。それに応答して、装置／システムＰ
Ｕ　（ｔ）は、スケジューラ機構３２を使って、装置／
システムＰＵ（１）、・・・、ＰＵ　（ｎ）でのＣＶ検
査のスケジューリングを行なう。管理装置が局所（ロー
カル）ＣＶ検査を希望するまたは必要とする可能性を考
慮するため、局所ＣＶ検査機構１４も装置／システムＰ
Ｕ（ｔ）中に設けられる。たとえば、装置／システムＰ
Ｕ　（ｔ）が遠隔Ｃ■検査の代りに局所ＣＶ検査を実行
することがあり、また装置／システムＰＵ　（ｔ）が必
要なＣＶ検査の一部を局所的に実行し、一部を遠隔で実
行しようとすることがある。装置ＰＵ　（１）　、・・
・、ＰＵ　（ｎ）でのＣｖ検査は、それぞれ遠隔で発信
されたＣＶ検査機構３１によって実行される。その結果
、装置／システムＰＵ　（１）　、・００、ＰＵ（ｎ）
はそれぞれ、Ｃｖ検査が成功した場合は装置／システム
ＰＵ　（ｔ）に「イエス」応答を送り、Ｃｖ検査が失敗
の場合は「ノー」応答を送ってそれに応答する。装置／
システムＰＵ　Ｃｔ）にある判断機構３５が、システム
／装置ＰＵ　（１）　、・・・、ＰＵ　（ｎ）から受け
取った応答を処理する。判断機構３５に含まれる判断ア
ルゴリズムに基づいて、判断機構３５は要求された暗号
機能の実行を許可する許可信号、または要求された暗号
機能の実行を拒否する打ち切り信号を発行する。実行さ
れた暗号機能の出力は暗号機構４からＣＦＡＰ５４に送
られ、次いでＣＦＡＰ５４からＡＰＰＬ６５に送られる
。これでシーケンスは完了する。次に、より詳しい説明
を行なう。

第２９図は、接続された暗号装置／システムのネットワ
ークの構成図である。装置／システムＰＵ　（ｔ）は、
第２８図に示した、暗号機構アクセス・プログラム５４
や適用業務プログラム５５などのプログラムを実行する
。これらのプログラムは、暗号キーの管理、及び制御ベ
クトルに関連するデータや他の暗号量の暗号処理を求め
る暗号サービス要求を出力する。制御ベクトルは、関連
するキーがその発信元により実行を許される機能を定義
する。暗号機構は、プログラムにより１つまたは１組の
暗号キーに対して要求されたキー管理機能及び暗号処理
機能が、そのキーまたはそれらのキーの発信元によって
許可されているかどうか確認する。装置／システムＰＵ
　Ｃｔ）は、通信リンク５０を介して、装置／システム
ＰＵ　（１）　、・・・、ＰＵ（ｎ’）を含む他の装置
／システムに接続されている。こうした各装置／システ
ムは、図示してないが、装置／システムＰＵ（ｔ）と類
似の構成を存する。

次に、第２９図を参照すると、装置／システムＰＵ　（
ｔ）は、安全境界６を特徴とする暗号機構（ＣＦ）４を
有する。入出力経路８は、プロゲラムから暗号サービス
要求、暗号キー、及び関連するベクトルを受け取るため
、安全境界６を通過する。また暗号機構は入出力経路８
を介して暗号サービス要求に対する応答を出力する。

安全境界６内には、バス・ユニット１２によって入出力
経路８に結合された暗号命令記憶機構１０が含まれてい
る。局所Ｃｖ検査機構１４、スケジューラ機構３２、判
断機構３５、暗号処理機構１６が記憶機構１０中の命令
に結合されている。

マスク・キー記憶機構１８が暗号処理機構１６に結合さ
れている。計算の中間結果を記憶し、入出力経路８を介
してＣＦ４に入力されるデータ、キーや他の量を記憶す
る作業用記憶機構２４も、暗号処理機構１６に結合され
ている。安全境界内には、バス・ユニット１２によって
入出力経路８に結合された遠隔作成されたＣＶ検査機構
３１も含まれている。暗号機構４は、受け取ったサービ
ス要求に応答してキー管理機能及び暗号処理機能を実行
するための安全な場所を提供する。暗号命令記憶機構１
０は、１つ以上の暗号キーを使ってキー管−１０６〜 理機能または暗号処理機能を実行することを求める暗号
サービス要求を入出力経路８を介して受け取る。スケジ
ューラ機構３２は、暗号キーと関連する制御ベクトルＣ
■１、・・・、ＣＶｍを受け取るため、入出力経路８に
結合された入力線３３を有する。

第３０図は、スケジューラ機構３２によって実行される
ステップの流れ図である。第３０図で、スケジューラ機
構３２は、受け取った制御ベクトルＣＶＬ・・・Ｎ　Ｃ
Ｖｍからのｎ個のＣＶフィールド・セットＦＳ１、・・
・、Ｆ　Ｓ　ｎと、任意選択としてｎ個の制御ベクトル
検査プロセスを準備する。

すなわち遠隔ＣＶ検査が行なわれるｎ個の暗号装置／シ
ステムＰＵ　（１）　、−１ＰＵ　（ｎ）のそれぞれご
とに１つのＣｖフィールド・セットト制御ベクトル検査
プロセスを準備する。制御ベクトル検査プロセスＰ（１
）、・・・、Ｐ　（ｎ）は、装置／システムＰＵ　（ｔ
）の暗号機構４内のＣ■検査プログラムのライブラリ中
に維持されている記憶プログラムでよい。代替実施例で
は、制御ベクトル検査プログラムは、各遠隔作成ＣＶ検
査機構３１中て初期設定することができる。すなわち、
ＰＵ（１）　、−１ＰＵ　（ｎ）とＰＵ　（ｔ）を含む
ネットワーク中の各装置／システムの各遠隔作成Ｃ■検
査機構３１は、どのＣＶ検査プロセスもどの検査機構３
１によっても実行できるように、あるいは予め配列され
同意されたＣＶ検査プロセスのどのサブプロセスもその
ように設計された検査機構３１によって実行できるよう
に、Ｃｖ検査プロセスのライブラリ、少なくともＣＶ検
査の実行を必要とするＣＶ検査プロセスのライブラリを
含む。

したがって、検査機構３１に記憶されるＣｖ検査プロセ
スは、装置／システムのタイプや装置の場所や希望する
基準に応じて異なってもよい。スケジューラ機構３２は
、これらの装置／システムの能力に応じてＣｖ検査のス
ケジュールを立てるのに必要であり、各スケジューラ機
構３２はこうした各装置／システムごとのＣｖ検査能力
のリス）・を維持するために必要である。

それに応答して、スケジューラ機構３２はｎ個のＣＶ検
査要求メソセージＭＲＥＱＩ、・・・、ＭＲＥＱｎを作
成する。第３３図は、代表的なＣｖ検査要求メツセージ
の構成図である。第３３図で、ＣＶ検査要求メツセージ
は、（１）メツセージ・タイプ、（２）装置／システム
宛先アドレス、（３）装置／システム起点アドレス、（
４）機能コード、（５）ＣＶフィールド・セットＦＳＩ
、（６）ＣＶ検査プロセスＰ　（ｉ）、（７）機能要求
制御番号、（８）ＭＡＣの各情報フィールドを含んでい
る。メツセージ・タイプ・フィールドは、メツセージを
ＣＶ検査要求メツセージとして識別する。装置／システ
ム宛先アドレスは、ＣＶ検査が行なわれる装置／システ
ムのアドレスを含む。

装置／システム起点アドレスは、ＣＶ検査要求メツセー
ジの発行元の管理装置のアドレスを含む。アドレスの代
りに、ネットワーク内の装置／システムを一義的に識別
する装置／システム識別、名前などを使用してもよい。

機能コードは、暗号命令、及び暗号サービス要求中の管
理装置／システムＰＵ　（ｔ）が最初から受け取った、
その命令内の選一　１０９− 択されたパラメータ・オプ／ヨンを指定するコード化さ
れたパラメータである。これらの命令パラメータ・オプ
ションはある種のＣｖ検査ルーチンで必要とされるが、
実施態様によっては、（ＣＶ検査プロセスがどれだけ精
巧かに応じて）このパラメータを必要としないこともあ
る。機能要求制御番号は、スケジューラ機構３２が発行
する各Ｃ■検査要求メツセージを一義的に識別する。た
とえば、スケジューラ機構３２は、ＣＦ４内の増分カウ
ンタを使って、機能要求制御番号を実施することを選択
できる。Ｃ■検査要求メツセージか作成されるごとに、
カウンタが増分され、その値が機能要求制御番号として
使われる。この代りに、時刻クロックや自由走行カウン
タなどの自由走行うロック値を機能要求制御番号に使う
こともてきる。機能要求制御番号が、たとえば６４ビッ
ト程度の十分なビットを存するものと仮定すると、ＣＦ
４内にある乱数発生機構によって発生された乱数を使っ
て、機能要求制御番号として使う値を得ることができる
。この場合、偶然に同じ値が繰り返される機会は非常に
小さい。ＭＡＣは、起点、及び宛先装置／システムの間
で前もって共用される秘密ＭＡＣキーを使って、Ｃｖ要
求メツセージ上で計算された、任意選択のメツセージ確
認コードである。このようなＭＡＣキーは、２つの装置
／システム間で送られるメツセージの保全性を保護する
ために使われる。たとえば、ＭＡＣを計算しそれを使っ
て受け取ったメツセージを確認するためのプロトコル及
び手順は周知であり、従来技術で記載されている。（Ｃ
，Ｈ，マイヤー（Ｍｅｙｅｒ）とＳ、Ｍ、マチアス（Ｍ
ａｔｙａｓ　）の共著「暗号、コンピュータ・データ安
全保護の新次元 （Ｃｒｙｐｔｏｇｒａｐｈｙ　−Ａ　Ｎｅｗ　Ｄｉｍｅ
ｎｓｉｏｎ　ｉｎ　ＣｏｍｐｕｔｅｒＤａｔａ　５ｅｃ
ｕｒｉｔｙ）　Ｊ　Ｎ　Ｊｏｈｎ　Ｗｉｌｅｙ　ａｎｄ
　５ｏｎｓ、　Ｉｎｃ、　）１９８２年参照）。ＣＶ検
査プロセスが検査機構３１中で事前に初期設定されてい
る場合、Ｃｖ検査プロセスを識別する、コード化された
値“１“。

を、Ｃｖ検査プロセスＰＵ（ｉ）の代りにＣＶ検査要求
メツセージ中に入れて送ることができる。

その場合、値″ｉ“はＰＵ（ｉ）を識別する。さらに、
どのＣｖ検査プロセスを実行すべきかを宛先装置が要求
を受け取った文脈から判断できる場合には、Ｃｖ検査プ
ロセス・フィールドをＣｖ検査要求メツセージから全く
省略してもよい。当業者なら理解できるように、装置／
システムが予め定めた同意に従ってＣ■検査を行ない、
第３３図に示したＣ■検査要求メツセージ中の情報の一
部分だけが記述されたプロトコルが動作するために必要
となる、様々なオプションが存在する。

第３３図を再度参照すると、スケジューラ機構３２は次
にＣＶ要求メツセージＭＲＥＱＩ、・・・、ＭＲＥＱｎ
をバス１２に結合された出力線３４、入出力経路８さら
に（第２９図に示す）通信リンク５０を介してそれぞれ
装置／システムＰＵ（１）、・・・、ＰＵ　（ｎ）に送
る。第３３図で、スケジューラ機構３２は、（第２９図
の）線３３上で装置／システムＰＵ（１）、・・・、Ｐ
Ｕ　（ｎ）からｎ個のＣＶ検査応答メツセージＭＲＥＳ
Ｐ１、・・・、ＭＲＥＳＰｎを受け取るのを待つ。各Ｃ
Ｖ検査応答メツセージは、（１）メツセージ・タイプ、
（２）装置／システム宛先アドレス、（３）装置／シス
テム起点アドレス、（４）機能要求制御番号、（５）応
答、（６）ＭＡＣの各情報フィールドを含んでいる。メ
ツセージ・タイプ・フィールドは、メツセージをＣｖ検
査応答メツセージとして識別する。装置／システム宛先
アドレスは、受け取ったＣｖ検査要求メツセージ中で指
定された装置／システム起点アドレスと同じアドレスを
含んでいる。装置／システム起点アドレスは、受け取っ
たＣＶ検査要求メツセージ中で指定された装置／システ
ム宛先アドレスと同じアドレスを含んでいる。機能要求
制御番号は、ＣＶ検査要求メツセージ中で受け取った機
能要求制御番号と同じである。応答は、Ｃｖ検査が成功
した場合は「イエス」、失敗した場合は「ノー」のコー
ド化された値である。ＭＡＣは、起点装置／システムと
宛先装置／システムの間で予め共用された秘密ＭＡＣキ
ーを使って、Ｃｖ応答メツセージ上で計算される、任意
選択のメツセージ確認コードである。ＭＡＣキーは、Ｃ
ｖ検査要求メツセージ上でＭＡＣを計算するのに使用さ
れるＭＡＣキーと同じでもよく、異なるキーでもよい。

ｎ個のＣＶ検査応答メツセージＭＲＥＳＰＩ、・・・、
ＭＲＥＳＰｎを受け取ると、スケジューラ機構３２は任
意選択でＭＡＣが存在する場合、その妥当性検査を行な
う。

ここで第２９図を参照すると、スケジューラ機構３２は
次に応答メツセージを線３７を介して判断機構に渡す。

第３１図は、判断機構３５によって実行されるステップ
の流れ図である。第３１図で、判断機構３５は、記憶さ
れた判断アルゴリズムに基づいて、要求された暗号機能
を尊重すべきかどうか判断する。多くの判断戦略または
投票カウント戦略が可能であり、これらの様々な判断手
順の考察は、本発明の「課題を解決するための手段」の
所で述べた。１つの方法は、ｎ個のＣＶ検査応答メツセ
ージすべてに、装置／システムＰＵ　（１）　、・・・
、ＰＵ　（ｎ）のそれぞれでＣ■検査が成功したことを
示す、「イエス」応答を必要とする。

再度第３０図を参照すると、スケジューラ機構３２が装
置／システムＰＵ　（ｔ）でのＣｖ検査の一部または全
部のスケジュールを立てるオプションも存在する。その
場合、ＣＶ検査は局所Ｃｖ検査機構１４によって実施さ
れる。したがって、スケジューラ機構３２は、遠隔ＣＶ
検査が要求された外部袋Ｗ／システムからのＣｖ扶査応
答メツセージ、または局所Ｃ■検査が要求された場合は
局所ＣＶ検査機構１４からの応答、あるいはその両方を
待つ。局所Ｃｖ検査が行なわれる場合、ＣＶ検査応答メ
ツセージの代りに局所Ｃ■検査機構１４からイエス／ノ
一応答がスケジューラ３２に送られる。

再度第２９図を参照すると、判断機構３５は、キー管理
機能及び暗号処理機能が許可されたことを知らせるため
の、暗号処理機構１６の入力に接続された許可出力２０
を有する。Ｈｉ号処ｆ８！機構１６が許可信号を受け取
ると、サービス要求と共に供給される暗号キー及びデー
タを用いて、要求された暗号機能の実行が開始される。

暗号キー記憶機構２２は、入出力経路８を介して暗号機
構４に結合されている。暗号キー記憶機構２２は、各暗
号キーが関連する制御ベクトルとキー記憶機構１８に記
憶されたマスク・キーの論理積である記憶キーの下で暗
号化されるという暗号化された形で暗号キーを記憶する
。このような論理積をＫ　Ｍ　。

Ｃで表す。ただし、ＫＭはマスク・キー、Ｃは制御ベク
トルである。サービス要求に複数のキーと制御ベクトル
が必要なときは、すへての制御ベクトルが検査され、判
断機構３５は、受け取ったＣ■検査応答メツセージ中で
、許可信号が暗号処理機構１６に供給されるために満足
できるイエス／ノー回答を見出さなければならない。そ
れに応答して、暗号処理機構１６は、暗号命令記憶機構
１０中の適当な暗号命令を実行する。次に出力か入出力
経路８を介してプログラムに（ＣＦＡＰ５４に、また当
該の場合はそこからＡＰＰＬ５５に）パスないし転送さ
れる。

スケジューラ機構３２は、任意選択として、サービス要
求待合せ能力を有し、複数のサービス要求をスケジュー
リングすることができ、スケジューラ機構３２は未処理
のサービス要求の待ち行列及びそれが待っているＣ■検
査応答メツセージを宵することができる。応答を受け取
ったとき、待ち行列は更新される。ある待機サービス要
求に対する応答をすべて受け取ると、そのサービス要求
は待ち行列から除去され、そのサービス要求に対する受
け取ったＣＶ検査応答メツセージのリス）・が（それら
のメツセージ上のＭＡＣが存在する場合に、そのＭＡＣ
の妥当性が確認された後）前述のように判断機構３５に
パスされる。スケジューラ機構３２は、任意選択で、局
所Ｃ■検査機構１４によって全体的に扱われる第１のサ
ービス要求に応答して局所ＣＶ検査機構１４のスケジュ
ールを立てることができ、また第１のサービス要求が完
了する前にスケジューラ機構３２が受け取った第２のサ
ービス要求に基づいて、装置／システムＰＵ（１）、−
・・、ＰＵ　（ｎ）を介して遠隔ＣＶ検査のスケジュー
ルを立てることができる。

第３２図は、遠隔作成Ｃ■検査機構２１によって実行さ
れるステップの流れ図である。第３２図で、遠隔装置／
システム、たとえばＰＵ（１）で、遠隔作成Ｃｖ検査機
構３１は入出力経路８を介してＣｖ検査要求メツセージ
ＭＲＥＱ１を受け取る。

ＭＡＣが存在する場合、Ｃｖ検査機構３１はます、起点
装置／システム（すなわち、ＰＵ（ｔ）と宛先袋Ｗ／シ
ステム（すなわち、ＰＵ（１））の間で共用される、予
め合意した秘密ＭＡＣキーを使ってＭＡＣの妥当性検査
を行なう。次に、受け取ったＣ■フィールド・セットＦ
ＳＩを、やはりＣＶ検査要求メツセージＭＲＥＱＩ中で
受け取ったＣＶ検査プロセスＰ（１）を使って検査する
。Ｐ（１）がＰＵ　（１）で事前に初期設定され、Ｐ（
１）の代りにＭＲＥＱＩ中で“１“が送られる場合、そ
の値゛１°′を使ってＰ（１）にアクセスする。あるい
は、ＭＲＥＱ　（１）中で値“１“を使わず、プロトコ
ルの文脈からＰＵ（１）はＰ（１）を知る。当業者なら
理解できるように、受け取ったＣｖフィールド・セット
ＦＳＩをＰＵ（１）に記憶させたＣ■検査プロセスＰ（
１）に関係づける情報をＰＵ（１）に通信するための多
数のプロトコルが存在する。次に、（１）メツセージ・
タイプ（すなわち、Ｃｖ検査応答メツセージ）、（２）
装置／システム宛先アドレス（すなわち、この例ではＰ
Ｕ　（ｔ））、（３）装置／システム起点アドレス（す
なわち、この例ではＰＵ（１））、（４）機能要求制御
番号（すなわち、ＭＲＥＱＩ中で受け取り、ＰＵ　（ｔ
）にエコー・バックされたのと同じ機能要求制御番号）
、（５）応答（すなわち、「イエス」または「ノー」）
と任意選択のＭＡＣ（すなわち、予め手配されたＭＡＣ
キーを使って以前のフィールドに対して計算されたメツ
セージ確認コード）の各フィールドからなるＣ■検査応
答メツセージＭＲＥＳＰＩが、第３４図に示したフォー
マットに従って作成される。次に、ＭＲＥＳＰＩは通信
リンク２８を介してＰＵ　（ｔ）に送られ、次に装置／
システムＰＵ（１）の暗号機構４内にある入出力経路８
を介してスケジューラ機構３１に送られる。

検査機構３１はまた、第３５図に示すような、受け取っ
たＣｖ検査要求メツセージを記憶する待ち行列を有する
。これを用いると、ＣＶ検査機構３１が、直列式に動作
する必要がなく、複数のＣＶ＄、査要求を同時に（すな
わち、並列に）受け取って処理することが可能となる。

複数の分散プロセッサを用いて（すなわち、単一の暗号
機構ではなく複数の暗号機構を使って）Ｃｖ検査を行な
うこの利点には、並列処理環境で複数プロセッサによっ
てＣｖ検査を行なう場合について前述した利点が含まれ
る。しかし、複数の分散プロセスによるＣＶ検査はさら
に改良を提供する。暗号能力をもつ複数のワークステー
ションまたは端末と、暗号能力をもつスマート・カード
を所をする複数のワークステージジン／端末ユーザから
構成されるネットワークの実施例を考える。

ワークステーション／端末で作業を行なう時、ユーザは
まず、自分のスマート・カードをワークステーション／
端末に接続されたスマート・カード読取装置に挿入しな
ければならない。ユーザとワークステーション／端末と
スマート・カードは、各構成要素を相互に検討する、ま
たは構成要素のある受入れ可能なサブセットが相互に確
認される暗号初期接続手順に入る。暗号初期接続手順は
従来技術で周知であり、本発明に関係するものとは見な
されない（上記のＣ，Ｈ，マイヤーとＳ、Ｍ、マチアス
の共著「暗号−コンピュータ・データ安全保護の新次元
」参照）。ログオン・シーケンスの結果、スマート・カ
ードとワークステーション／端末は、データの機密性ま
たは確認を目的とする暗号化を伴うことのある通信チャ
ネルを確立した。データの暗号化及び確認のための暗号
方法も従来技術で周知であり、本発明に関係するものと
は見なされない（前掲のＣ，Ｈ，マイヤーとＳ。

Ｍ、マチアスの共著参照）。こうした環境では、ユーザ
は、暗号機構に暗号サービス要求を発行する適用業務プ
ログラムを使用して、ワークステーション／端末と対話
する。ただし、ベンダの製品コストを削減するため、Ｃ
Ｖ検査の一部または全部がスマート・カード上の暗号機
構を用いて行なわれる。なお、Ｃｖ＠査は決して単にい
わゆる「部品の再配列」ではなく、ベンダ製品は（ワー
クステーション／端末もスマート・カードも）全体の製
品コスト（両者の合計）が、ワークスチーシロン／端末
でＣ■検査を行なう場合よりも低くなるように、互いに
設計されている。しかし、このようなＣｖ検査の分割に
はさらに利点がある。

スマート・カードは、容易にかつ好都合にプログラミン
グでき、あるいは特定のユーザに合わせて調整できる技
術及び製品である。たとえば、ベンダは第１組のスマー
ト・カードに第１組の顧客、たとえば、大手銀行の連合
に特有のマイクロコードを事前ロードし、第２組のスマ
ート・カードに第２組の顧客、たとえばロイズ銀行など
特定の顧客に特有のマイクロコードを事前ロー゛ドし、
第３組のスマート・カードに、第３組の顧客、たとえば
米国連邦準備制度委員会（ＦＲＢ）に特有のマイクロコ
ードを事前ロードすることができる。こうして、第１組
の顧客が行なうＣｖ検査は、その顧客に特をの暗号適用
業務に基づいてその顧客に合わせて調整し、第２組の顧
客が行なうＣ■検査は、その顧客に特有の異なる暗号適
用業務に基づいてその顧客に合わせて調整することがで
きる。

大部分の顧客が、すべての顧客にとって基本的な共通の
暗号適用業務に基づいて一部のＣＶ検査を共存している
ことをベンダが発見した場合、ベンダの任意選択により
、ＣＶ検査のこの要素をワークステーション／端末の暗
号機構中に入れることができる。なお、分散プロセッサ
によるＣＶ検査は、技術に基づくコストと関連する製品
の間の折合いをつけるだけでなく、共通機能に基づくＣ
Ｖ検査と１組の顧客に特有の機能の均衡をとり、ＣＶ検
査をそれら各組の顧客に合わせて調整し、それによって
各組の顧客に対して完全な機能性を与えながら、ワーク
ステーション／端末製品の全体コストを下げる好都合で
コスト効果の高い方法を提供する。

以上、Ｃｖ検査を、（たとえば単一の大型機中の）多数
の並列プロセッサまたは（すなわち、通信リンクまたは
他の経路を介して接続された暗号機構を使用した分散プ
ロセッサによる並列計算に関して述べてきた。しかし、
第２３図に示したようにＣｖ検査プロセスを直列化する
ことにより、有利な実施態様を得ることができる。第３
６図は、Ｃ■検査が並列ではなく直列に行なわれるとい
う、多重プログラミング及び多重処理環境における制御
ベクトル検査の構成図である。第３７図の制御ベクトル
・フォーマツｌ−Ａ及びＢは、各部分がシステムの異な
る部分によって直列式に検査される、区画化されたフォ
ーマントである。第３７図で、フォーマットＡは、第１
部分が適用業務プログラムによって検査され、第２部分
が、ＣＦＡＰ出口を介して制御権を受け取る、導入シス
テムによって供給されるルーチンによって検査され、第
３部分がＣＦＡＰによって検査され、第４部分が暗号機
構（すなわち、その装置／システムの暗号機構）によっ
て検査されるという制御ベクトルを示している。これら
の各部分はそれぞれ、装置／システム内の異なる安全保
護及び保全性のレベルを表す、ソフトウェアまたはハー
ドウェアによって検査される。適用業務プログラムは通
常、非特権モードで実行されるので、得られる安全保護
／保全性のレベルは最低である。ＣＦＡＰ及びＣＦＡＰ
出ロルーチンは通常より高位のシステム状態、たとえば
特権状態で実行されるので、得られるＣＶ検査の安全保
護／保全性レベルはそれに応じてより高くなる。暗号機
構（ＣＦ）は通常安全保護／保護インタフェースを備え
たハードウェアで実施されるので、このレベルのＣｖ検
査の安全保護／保全性は最高となる。

制御ベクトルと関連するフィールド独立性の特性は、第
３６図の実施例を可能にする最重要ファクタである。暗
号システムのベンダに関しては、制御ベクトルのＣＦ及
びＣＦＡＰによって検査される部分が、ベンダが定義し
なければならない唯一の部分である。ＣＦＡＰ出ロルー
チンまたは適用業務プログラムによって検査される制御
ベクトル部分は、ｒｄｏｎ’ｔ　ｃａｒｅ　（いずれて
もかまわない）ビット」として実施できる。すなわち、
ＣＦ及びＣＦＡＰはこれらのフィールドの検査を行なわ
ない（したがって、ＣＦ及びＣＦＡＰに関する限り、こ
れらのフィールドに対してとんなビットを設定しても有
効である）。制御ベクトル中の“’ｄｏｎ’ｔ　ｃａｒ
ｅ″ビットとして定義されたビットは、顧客が自分にと
って最も好都合な方法で使用できる。ただし、顧客は、
ＣＦＡＰ及びＣＦによって実施されるＣＶ検査を損うま
たはそれに矛盾する、制御ベクトルの使用及び検査のア
ーキテクチャを構成してはならない。その他の点では、
顧客は完全に自由である。

ＣＶ検査は逐次的かつ階層的である。ＣＦは、制御ベク
トルを最後に検査する、いわゆる「最終ワードｊを有す
る。ＣＦＡＰは、顧客がＣ■検査を完了した後、ＣＦが
そのＣ■検査を実行する前に制御ベクトルを検査する「
最後から２番目のワード」を有する。ＣＦＡＰ出ロルー
チンを介して実行されるＣＶ検査は、この出口ルーチン
が通常はより高位の特権機械状態で実行されるので、適
用業務プログラムによって実行されるＣＶ検査より優先
される。したがって、顧客はそのユーザに対してＣｖ検
査の制御を行なうことができる。すなわち、顧客は適用
業務プログラムから要求された暗号操作をある程度「警
備」することができる。

適用業務自体は、通常非特権機械状態で動作するので、
保護レベルが最低である。ＩＢＭ資源アクセス制御機構
（ＲＡＣＦ）など他のアクセス制御機構を使って、ＣＶ
検査を、通常それぞれＣＦＡＰ出ロルーチン及び適用業
務プログラムに関連する特権／非特権機械状態に加えて
、またはその代りに安全保護／保全性のレベルをもつ階
層構造に層化することができる。適用業務プログラムは
、システム中で最低の安全保進／保全性レベルで動作す
るが、有用なＣＶ検査を行なうことができる。

同じ装置／システム上で実行される適用業務プログラム
相互間の保護が限られている、あるいは全くないと言え
る場合もあるにはあるが、分散システム・ネットワーク
中では、ある機械上で実行される適用業務を別の機械上
で実行される適用業務から十分に分離することが可能で
ある。すなわち、ある機械中で適用業務層で実施される
Ｃ■検査が、別の機械中での他の適用業務によるキー使
用を、有効に制御することができる。実際、機械量制御
は適用業務層でも実施できる。

次に第３６図を参照すると、適用業務プログラムＡＰＰ
Ｌ２５で開始された暗号サービス要求の前に、そのサー
ビス要求に関連するキーの制御ベクトルを使ったＣＶ検
査５６が行なわれる。キー及び制御ベクトルがキー記憶
機構２２に記憶されている場合、ＣＦＡＰは、ＣＶ検査
５６からうまく実行できるように、適用業務が、まず必
要な制御ベクトルへのアクセスを要求することを可能に
した機能をもたらすことができる。

Ｃｖ検査５６が実行されると、暗号サービス要求がＡＰ
ＰＬ２５からＣＦＡＰｌ　５に発行される。

ここで、Ｃｖ検査５６が成功した場合にだけサービス要
求が行なわれ、そうでない場合は、適用業務によるサー
ビス要求は打ち切られる（すなわち、行なわれない）と
仮定する。それに応答して、ＣＦＡＰは、キー記憶機構
２２からの１つまたは複数の暗号化されたキーと制御ベ
クトルにアクセスし、このキーと制御ベクトルもサービ
ス要求中でＡＰＰＬ２５からＣＦＡＰ　１５にパスされ
る。

次に、ＣＦＡＰによって供給される導入システム出口６
８を介して、導入システムによって供給されるＣＶ検査
ルーチンに制御権が渡され、必要なすべての制御ベクト
ルがそのサービス要求の指示と共にパスされる。要する
に、Ｃｖ検査をそのルーチンで実行するのに必要なすべ
ての情報が、ＣＦＡＰによってそのルーチンにパスされ
る。そうでない場合、このルーチンは必要なＣｖ検査プ
ロセスを記憶するものと仮定する。Ｃｖ検査が成功した
場合、「イエス」応答がＣＦＡＰにパスされ、そうでな
い場合は「ノー」応答がＣＦＡＰにパスされる。ＣＦＡ
Ｐは、出口ルーチンから「イエス」応答を受け取った場
合だけサービス要求を続行し、そうでない場合はサービ
ス要求を打ち切る。

次に、すべての制御ベクトルの当該のＣＦＡＰレベル部
分が、ＣＦＡＰによりシステム・ソフトウェアＣｖ検査
ルーチンを使って検査される。Ｃ■検査に成功した場合
、ＣＦＡＰはＣＦ４にサービス要求を発行する。そうで
ない場合は、ＡＰＰＬ２５によって行なわれたサービス
要求は打ち切られる。同様にして、ＣＦは局所ハードウ
ェアＣＶ検査機構１４を用いて、制御ベクトルの当該の
部分を検査する。ＣＶ検査に成功した場合、本明細書の
他の所で述べたようにして、要求された暗号機能が実行
される。そうでない場合は、暗号機能は実行されない。

暗号機能の出力はＣＦＡＰｌ５に戻され、ＣＦＡＰによ
ってキー記憶機構２２に記憶され、またはＡＰＰＬ２５
に戻され、あるいは両者の何らかの組合せがＣＦＡＰに
よって実行される。

再度第３７図を参照すると、制御ベクトル・フォーマッ
トＢは、Ｃｖのスマート・カードによって検査される部
分を含んでいる点以外は、フォーマットＡと同じである
。Ｃｖのスマート・カードによって検査される部分は、
検査をワークステーションまたは端末のＣＦハードウェ
ア中で行なう代りに、スマート・カードに委ねられる。

当業者なら理解できるように、このようなＣｖ検査は、
先に制御ベクトル・フォーマットＡに関しテ述べたＣｖ
検査と容易に組み合わせることができる。

すなわぢ、上記の実施例を、Ｃｖのスマート・カード中
の部分を検査するための拡張部を含むように拡張するこ
とができる。

ＣＶ検査の直列化方法の利点は、手順が直列化されるこ
とではなく、直列化プロセスが、単一装置／システム内
の、異なるＣＶ検査要件をもつ異なる当事者にＣｖ検査
を分配し、かつＣｖ検査プロセス中の安全保護及び保全
性の階層を維持するための手段を提供することである。

ベンダはあらゆる組の顧客に共通するＣｖ検査手順に関
心を集中し、Ｃ■検査のこの部分をＣＦハードウェアま
たはＣＦＡＰソフトウェア中に入れることができる。Ｃ
Ｖ検査のこの部分は顧客の組ごとに変わり、顧客に委ね
ることができる。ベンダは、制御ベクトルのこれらの部
分を°’ｄｏｎ’ｔ　ｃａｒｅ”　ピッ）・とじて実施
すればよい。顧客は、希望するレベルのキー使用制御を
実現できるように自分の暗号適用業務を調整できるとい
う、恵まれた状況を得る。

本発明の特定の実施例について開示したが、当業者なら
よく理解できるように、本発明の精神及び範囲から逸脱
することなく、この特定の実施例に微細な変更を加える
ことができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は、（キーの左側６４ビット部分Ｋ　Ｋ　Ｌとキ
ーの右側６４ビット部分ＫＫＲからなる）１２８ビツト
のキー暗号化キーＫ　Ｋと６４ビツトの制御ベクトルと
を使って６４ビツトの暗号キーＫを暗号化する方法の構
成図である。 第２図は、１２８ビツトのキー暗号化キーＫ　Ｋと６４
ビツトの制御ベクトルＣとを使って（第１図の方法を用
いて前に暗号化された）６４ビットの暗号キーＫを解読
する方法の構成図である。 第３図は、暗号配布チャネルを介して接続された暗号装
置のネットワークを示す構成図である。 第４図は、暗号装置内の基本的構成要素を示す構成図で
ある。 第５図は、キーＫを操作可能な形で生成するための暗号
装置の構成要素内の一連の処理を示す構成図である。Ｋ
はマスタ・キーＫＭと制御ベクトルＣを使って暗号化さ
れ、キー記憶機構に記憶される。適用業務プログラムは
、記憶機構中のキーに関連するインデックスまたはラベ
ルを用いて、操作可能キーＫにアクセスすることができ
る。 第６図は、Ｃｖ内の暗号命令によって実行される共通処
置の構成図である。 第７図は、（キーの左側６４ビット部分ＫＫＬと右側６
４ビット部分ＫＫＲからなる）１２８ビツトのキー暗号
化キーと（左側６４ビット部分ＣＬと右側６４ビット部
分ＣＲからなる）１２８ビツトの制御ベクトルＣとを使
って６４ビツトの暗号キーＫを暗号化する方法の構成図
である。 第８図は、（第７図の方法を用いて、すなわち１２８ビ
ツトの制御ベクトルと１２８ビツトのキー暗号化キーを
使って前に暗号化された）６４ビツトの暗号キーＫを解
読する方法の構成図である。 第９図は、（キーの左側６４ビット部分ＫＫＬとキーの
右側６４ビット部分Ｋ　Ｋ　Ｒからなる）１２８ビツト
のキー暗号化キーと任意長の制御ベクトルＣ１ｎｆ　と
を使って６４ピントの暗号キーＫを暗号化する方法の構
成図である。 第１０図は、（第９図の方法を用いて、すなわち任意長
の制御ベクトルと１２８ビットのキー暗号化キーを使っ
て前に暗号化された）６４ビツトの暗号キーＫを解読す
る方法の構成図である。 第１１図は、ブロック当たり２回または４回解読のＭＤ
Ｃアルゴリズムで使用される修正検出コード操作（ＭＤ
ＣＯＰ）を示す図である。 第１２図は、ブロック当たり２回解読の修正検出コード
（ＭＤＣ）アルゴリズムを示す図である。 第１３図は、ブロック当たり４回解読の修正検出コード
（ＭＤＣ）アルゴリズムを示す図である。 第１４図は、６４ビツトＣｖ１１２８ビツトＣＶ１任意
長Ｃｖの３つのＣｖ方法を暗号的に分離する方法を示す
図である。キー暗号化キーＫＫＬ。 Ｋ　Ｋ　Ｒと排他的ＯＲされる制御ベクトルの爪が各方
法ごとに識別されている。これらの量の範囲内の固定ビ
ット・フィールドが、この３つの方法を分離するのに使
用されるユニークなコーディングと共に定義される。 −１３４，− 第１５図の（ａ）ないしくｆ）は、任意長の制御ベクト
ル用のデータ構造を示す図である。 第１６図は、制御ベクトル検査機構を含む暗号機構を示
す図である。 第１７図は、それぞれｍ個の制御ベクトルＣＶａ１Ｃｖ
ｂ１・・・、ＣＶｍのうちから選択したｍサブセットの
ビット及びフィールドからなるｎ個の制御ベクトル・フ
ィールド・セットを示す構成図である。 第１８図は、ｎ個の制御ベクトル・フィールド・セット
ＦＳ１、ＦＳ２、・・・、ＦＳｎ及びｎ個の関連する制
御ベクトル検査プロセスＰ（１）、Ｐ（２）、・・・、
Ｐ（ｎ）を示す構成図である。 第１９図は、Ｃｖ検査を行なわない管理プロセスを含む
多重プロセッサ実施例の構成図である。 第２０図は、Ｃｖ検査を行なう管理プロセスを含む多重
プロセッサ実施例の構成図である。 第２１図は、ＣＶ検査を行なわない管理プロセスを含む
分散プロセッサ実施例の構成図である。 第２２図は、Ｃ■検査を行なう管理プロセスを含む分散
プロセッサ実施例の構成図である。 第２３図は、多重プロセッサ環境における管理プロセッ
サ機能を示す図である。 第２４図は、多重プロセッサ環境における制御ベクトル
検査プロセスを示す詳細図である。 第２５図は、多重プロセッサ環境における制御ベクトル
管理プロセスを示す流れ図である。 第２６図は、処理装置ＰＵ　（１）の機能構成図である
。 第２７図は、処理装置ＰＵ　（ｔ）における制御ベクト
ル管理プロセスの流れ図である。 第２８図は、分散式制御ベクトル検査能力をもつ接続さ
れた暗号装置のネットワークの構成図である。 第２９図は、分散式制御ベクトル検査能力をもつ暗号機
構の構成図である。 第３０図は、スケジューラ機構の流れ図である。 第３１図は、判断機構によって実行されるステップの流
れ図である。 第３２図は、遠隔作成制御ベクトル検査機構によって実
行されるステップの流れ図である。 第３３図は、制御ベクトル検査要求メツセージのフォー
マットを示す図である。 第３４図は、制御ベクトル検査応答メツセージのフォー
マットを示す図である。 第３５図は、遠隔作成制御ベクトル検査メツセージの待
ち行列を示す図である。 第３６図は、多重プログラミング多重プロセッサ環境に
おける制御ベクトル検査の構成図である。 第３７図は、区画式制御ベクトルのフォーマットを示す
図である。 ４・・・・暗号機構（ＣＦ）、６・・・・安全境界、８
・・・・入出力経路、１０・・・・暗号命令記憶機構、
１４・・・・制御ベクトル検査機構、１６・・・・暗号
処理機構、１８・・・・マスタ・キー記憶機構（レジス
タ）、２２・・・・暗号キー記憶機構、２４・・・・作
業用記憶機構、３２・・・・スケジューラ機構、３５・
・・・判断機構、５４・・・・暗号機構アクセス・プロ
グラム（ＣＦＡＰ）、５５・・・・ユーザ適用業務プロ
グラム（ＡＰＰＬ）、８４・・・・バス・アダプタ、８
７・・・・命令処理機構（ＩＰＵ）、８９・・・・入出
力アダプタ。 出願人　　インターナショナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーション 代理人　　弁理士　　頓　　宮　　孝　　−（外１名）

Claims (8)

【特許請求の範囲】
1. （１）各暗号キーがその作成者から実行することを許さ
   れている機能を定義する制御ベクトルに関連する暗号キ
   ーを用いて、暗号機能を実行するデータ処理システムに
   おいて、暗号キーを用いて実行すべき暗号機能がそのキ
   ーの作成者によって許可されていることを確認するため
   の暗号キー管理方法であって、 その関連する制御ベクトルと暗号的に結合された、上記
   暗号キーの表現を受け取るステップ、上記の関連する制
   御ベクトルになろうとする候補制御ベクトルを受け取る
   ステップ、 上記候補制御ベクトルの第１フィールドを検査して、上
   記暗号機能を実行することが上記暗号キーによって許可
   されているかどうか判定するステップ、 上記候補制御ベクトルの第２フィールドを検査して、上
   記暗号機能を実行することが上記暗号キーによって許可
   されているかどうか判定するステップ、及び 上記暗号キーの上記表現を上記候補制御キーと組み合わ
   せて、上記候補制御ベクトルが上記関連制御ベクトルで
   ある場合にのみ上記暗号キーを回復するステップ、 を含む方法。
2. （２）各暗号キーがその作成者から実行することを許さ
   れている機能を定義する制御ベクトルに関連する暗号キ
   ーを用いて、暗号機能を実行するデータ処理システムに
   おいて、暗号キーを用いて実行すべき暗号機能がそのキ
   ーの作成者によって許可されていることを確認するため
   の暗号キー管理方法であって、 その関連する制御ベクトルと暗号的に結合された、上記
   暗号キーの表現を受け取るステップ、上記の関連する制
   御ベクトルになろうとする候補制御ベクトルを受け取る
   ステップ、 上記候補制御ベクトルの第１フィールドを検査して、上
   記暗号機能を実行することが上記暗号キーによって許可
   されているかどうか判定するステップ、 上記候補制御ベクトルの第２フィールドを検査して、上
   記暗号機能を実行することが上記暗号キーによって許可
   されているかどうか判定するステップ、 上記暗号キーの上記表現を上記候補制御キーと組み合わ
   せて、上記候補制御ベクトルが上記関連制御ベクトルで
   ある場合にのみ上記暗号キーを回復するステップ、及び 上記第１検査ステップ及び上記第２検査ステップでその
   機能を実行することが許可されていると判定した場合に
   のみ、上記暗号キーを使って上記暗号機能を実行するス
   テップ、 を含む方法。
3. （３）各暗号キーがその作成者から実行することを許さ
   れている機能を定義する制御ベクトルに関連する暗号キ
   ーを用いて、暗号機能を実行するデータ処理システムに
   おいて、暗号キーを用いて実行すべき暗号機能がそのキ
   ーの作成者によって許可されていることを確認するため
   の暗号キー管理方法であって、 上記システム中の第１プロセッサ中で、その関連する制
   御ベクトルと暗号的に結合された上記暗号キーの表現を
   受け取るステップ、 上記第１プロセッサ中で、上記の関連する制御ベクトル
   になろうとする候補制御ベクトルの少なくとも第１フィ
   ールドを受け取るステップ、上記システム中の第２プロ
   セッサ中で、上記の関連する制御ベクトルになろうとす
   る候補ベクトルの少なくとも第２フィールドを受け取る
   ステップ、 上記第２プロセッサ中の上記候補制御ベクトルの上記第
   ２フィールドを検査して、上記暗号機能を実行すること
   が上記暗号キーによって許可されているかどうか判定し
   、上記検査の結果を上記第１プロセッサに出力するステ
   ップ、 上記第１プロセッサ中の上記候補制御ベクトルの上記第
   １フィールドを検査して、上記暗号機能を実行すること
   が上記暗号キーによって許可されているかどうか判定す
   るステップ、 上記暗号キーの上記表現を上記候補制御キーと組み合わ
   せて、上記候補制御ベクトルが上記関連制御ベクトルで
   ある場合にのみ上記暗号キーを回復するステップ、及び 上記第１検査ステップ及び上記第２検査ステップでその
   機能を実行することが許可されていると判定した場合に
   のみ、上記第１プロセッサ中で上記暗号キーを使って上
   記暗号機能を実行するステップ、 を含む方法。
4. （４）各暗号キーがその作成者から実行することを許さ
   れている機能を定義する制御ベクトルに関連する暗号キ
   ーを用いて、暗号機能を実行するデータ処理システムに
   おいて、暗号キーを用いて実行すべき暗号機能がそのキ
   ーの作成者によって許可されていることを確認するため
   の暗号キー管理方法であって、 上記システム中で多重プログラミング・モードで動作す
   る第１プログラム中で、その関連する制御ベクトルと暗
   号的に結合された上記暗号キーの表現を受け取るステッ
   プ、 上記第１プログラム中で、上記の関連する制御ベクトル
   になろうとする候補制御ベクトルの少なくとも第１フィ
   ールドを受け取るステップ、上記システム中で多重プロ
   グラミング・モードで動作する第２プログラム中で、上
   記の関連する制御ベクトルになろうとする候補ベクトル
   の少なくとも第２フィールドを受け取るステップ、上記
   第２プログラム中の上記候補制御ベクトルの上記第２フ
   ィールドを検査して、上記暗号機能を実行することが上
   記暗号キーによって許可されているかどうか判定し、上
   記検査の結果を上記第１プログラムに出力するステップ
   、 上記第１プログラム中の上記候補制御ベクトルの上記第
   １フィールドを検査して、上記暗号機能を実行すること
   が上記暗号キーによって許可されているかどうか判定す
   るステップ、 上記暗号キーの上記表現を上記候補制御キーと組み合わ
   せて、上記候補制御ベクトルが上記関連制御ベクトルで
   ある場合にのみ上記暗号キーを回復するステップ、及び 上記第１検査ステップ及び上記第２検査ステップでその
   機能を実行することが許可されていると判定した場合に
   のみ、上記第１プロセッサ中で上記暗号キーを使って上
   記暗号機能を実行するステップ、 を含む方法。
5. （５）各暗号キーがその作成者から実行することを許さ
   れている機能を定義する制御ベクトルに関連する暗号キ
   ーを用いて、暗号機能を実行するデータ処理システムに
   おいて、暗号キーを用いて実行すべき暗号機能がそのキ
   ーの作成者によって許可されていることを確認するため
   の暗号キー管理方法であって、 上記システム中の管理プロセッサ中で、その関連する制
   御ベクトルと暗号的に結合された上記暗号キーの表現を
   受け取るステップ、 上記システム中の第１プロセッサ中で、上記の関連する
   制御ベクトルになろうとする候補制御ベクトルの少なく
   とも第１フィールドを受け取るステップ、 上記システム中の第２プロセッサ中で、上記の関連する
   制御ベクトルになろうとする候補ベクトルの少なくとも
   第２フィールドを受け取るステップ、 上記第１プロセッサ中の上記候補制御ベクトルの上記第
   １フィールドを検査して、上記暗号機能を実行すること
   が上記暗号キーによって許可されているかどうか判定し
   、上記検査の結果を上記管理プロセッサに出力するステ
   ップ、 上記第２プロセッサ中の上記候補制御ベクトルの上記第
   ２フィールドを検査して、上記暗号機能を実行すること
   が上記暗号キーによって許可されているかどうか判定す
   るステップ、 上記暗号キーの上記表現を上記候補制御キーと組み合わ
   せて、上記候補制御ベクトルが上記関連制御ベクトルで
   ある場合にのみ上記暗号キーを回復するステップ、及び 上記第１検査ステップ及び上記第２検査ステップでその
   機能を実行することが許可されていると判定した場合に
   のみ、上記管理プロセッサ中で上記暗号キーを使って上
   記暗号機能を実行するステップ、 を含む方法。
6. （６）各暗号キーがその作成者から実行することを許さ
   れている機能を定義する制御ベクトルに関連する暗号キ
   ーを用いて、暗号機能を実行するデータ処理システムに
   おいて、暗号キーを用いて実行すべき暗号機能がそのキ
   ーの作成者によって許可されていることを確認するため
   の暗号キー管理方法であって、 上記システム中で多重プログラミング・モードで動作す
   る管理プログラム中で、その関連する制御ベクトルと暗
   号的に結合された上記暗号キーの表現を受け取るステッ
   プ、 上記システム中で上記多重プログラミング・モードで動
   作する第１プログラム中で、上記の関連する制御ベクト
   ルになろうとする候補制御ベクトルの少なくとも第１フ
   ィールドを受け取るステップ、上記システム中で上記多
   重プログラミング・モードで動作する第２プログラム中
   で、上記の関連する制御ベクトルになろうとする候補ベ
   クトルの少なくとも第２フィールドを受け取るステップ
   、上記候補制御ベクトルの第１フィールドを検査して、
   上記暗号機能を実行することが上記暗号キーによって許
   可されているかどうか判定し、上記検査の結果を上記管
   理プログラムに出力するステップ、 上記候補制御ベクトルの第２フィールドを検査して、上
   記暗号機能を実行することが上記暗号キーによって許可
   されているかどうか判定し、上記検査の結果を上記管理
   プログラムに出力するステップ、 上記暗号キーの上記表現を上記候補制御キーと組み合わ
   せて、上記候補制御ベクトルが上記関連制御ベクトルで
   ある場合にのみ上記暗号キーを回復するステップ、及び 上記第１検査ステップ及び上記第２検査ステップでその
   機能を実行することが許可されていると判定した場合に
   のみ、上記管理プログラム中で上記暗号キーを使って上
   記暗号機能を実行するステップ、 を含む方法。
7. （７）各キーがその作成者から実行することを許されて
   いる機能を定義する制御ベクトルに関連する暗号キーを
   用いて暗号機能を実行することを求める、暗号サービス
   要求を処理するデータ処理システムにおいて、暗号キー
   を用いて実行することを要求されている暗号機能が、そ
   のキーの作成者によって許可されていることを確認する
   ための暗号キー管理装置であって、 関連する制御ベクトルと暗号的に結合された暗号キーで
   ある第１の表現を受け取り、かつ上記の関連する制御ベ
   クトルになろうとする第２の表現を受け取るための入出
   力経路を有し、上記入出力経路に結合された、上記暗号
   キーを用いて暗号機能を実行するための暗号処理手段を
   その中に含む、暗号機構と、 上記暗号機能を実行することが上記暗号キーによって許
   可されているかどうか判定するため、上記第２表現の上
   記第１部分の第１検査を行なって、上記第２表現の少な
   くとも第１部分を受け取り、かつ上記暗号キーを使って
   上記暗号機能を実行することを求める暗号サービス要求
   を受け取るための入力を備えた第１の制御ベクトル検査
   手段を含み、 上記第１制御ベクトル検査手段が、上記暗号処理手段に
   結合された、上記暗号機能を実行することが上記暗号キ
   ーによって許可されているという第１許可信号を出力す
   るための第１許可出力を備え、 上記第２表現の上記第２部分の第２検査を行なって、上
   記暗号機能を実行することが上記暗号キーによって許可
   されているかどうか判定するため、上記第２表現の少な
   くとも第２部分を受け取り、かつ上記暗号キーを使って
   上記暗号機能を実行することを求める暗号サービス要求
   を受け取るための入力を備えた第２の制御ベクトル検査
   手段を含み、 上記第２制御ベクトル検査手段が、上記暗号処理手段に
   結合された、上記暗号機能を実行することが上記暗号キ
   ーによって許可されているという第２許可信号を出力す
   るための第２許可出力を備え、 上記第２表現が上記関連制御ベクトルである場合にのみ
   、上記暗号機能が上記第１表現から上記暗号キーを回復
   し、 上記暗号処理手段が、上記第１及び第２許可信号の受信
   に応答して、上記暗号キーを用いた上記暗号機能の実行
   を開始するという、 上記装置。
8. （８）各暗号キーがその作成者から実行することを許さ
   れている機能を定義する制御ベクトルに関連する暗号キ
   ーを用いて暗号機能を実行することを求める、暗号サー
   ビス要求を処理するデータ処理システムにおいて、暗号
   キーを用いて実行することを要求されている暗号機能が
   、そのキーの作成者によって許可されていることを確認
   するための暗号キー管理方法であって、 上記暗号キーを使って暗号機能を実行するための安全な
   場所を提供する安全境界をもつことを特徴とする暗号機
   構中の暗号処理手段で、暗号キーとその関連する制御ベ
   クトルとを受け取るステップ、 第１制御ベクトル検査手段中で、上記関連制御ベクトル
   の少なくとも第１部分と、上記暗号キーを使って上記暗
   号機能を実行することを求める暗号サービス要求とを受
   け取るステップ、 上記関連制御ベクトルの上記第１部分の第１検査を行な
   って、上記暗号機能を実行することが上記暗号キーによ
   って許可されているかどうか判定するステップ、 上記暗号機能を実行することが上記暗号キーによって許
   可されているとの第１許可信号を、上記第１制御ベクト
   ル検査手段から上記暗号処理手段に出力するステップ、 第２制御ベクトル検査手段中で、上記関連制御ベクトル
   の少なくとも第２部分と、上記暗号キーを使って上記暗
   号機能を実行することを求める暗号サービス要求とを受
   け取るステップ、 上記関連制御ベクトルの上記第２部分の第２検査を行な
   って、上記暗号機能を実行することが上記暗号キーによ
   って許可されているかどうか判定するステップ、 上記暗号機能を実行することが上記暗号キーによって許
   可されているとの第２許可信号を、上記第２制御ベクト
   ル検査手段から上記暗号処理手段に出力するステップ、
   及び 上記暗号処理手段が上記第１及び第２許可信号を受け取
   るのに応答して、上記暗号キーを用いた上記暗号機能の
   実行を開示するステップ、 を含む上記方法。