JPH02301241A - 共通鍵の配送方式 - 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】 「産業上の利用分野」 この発明は、通信回線により通信を行う二つ以上の通信
装置の間で、共有する暗号鍵（即ち、共通Ｎ）をベキ乗
暗号装置を用いて配送する共通鍵の配送方式に関するも
のである。なおここで通信装置は、通信機能を有する装
置、すなわち、電子計算機、端末装置、電子交換機ζ通
信制ｔｆｆｌ装置、通信処理装置、またはＩｃカード、
などを表すとする。

「従来の技術」 通信装置の間で秘密情報の通信を安全に行うためには、
暗号を用いる通信が有効である。暗号法には慣用暗号と
公開鍵暗号があることが知られている。慣用暗号では暗
号鍵の配送が必要である。

暗号鍵には、暗号化用の鍵である暗号化鍵と、復号化用
の鍵である復号化源がある。慣用暗号は、暗号化鍵と復
号化源が同一な暗号法を意味する。

二つ以上の通信装置で共有する暗号鍵を、共通鍵と呼ぶ
。慣用暗号の暗号アルゴリズムには、例えば、ＤＢＳ暗
号（”Ｄａｔａ　［！ｎｃｒｙｐＬｉｏｎ　５ｔａｎｄ
ａｒｄ″。

Ｆｅｄｅｒａｌ　　Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ　　Ｐｒｏ
ｃｅｓｓｉｎｇ　　５ｔａｎｄａｒｄｓＰｕｂｌｉｃａ
ｔｉｏｎ　４６　、　Ｕ、Ｓ、Ａ、＋（１９７７年））
、及びＦＥＡＬ−８暗号（宮口ほか著：　“Ｆ［！ＡＬ
−８暗号アルゴリズム”、研究実用化報告、第３７巻第
４１５号、（１９８８年））などがある。公開鍵暗号の
アルゴリズムには、例えば、Ｒ５Ａ５重暗“Ｒ，Ｅ、Ｒ
ｉｖｅｓＬ他著：＾Ｍｅｔｈｏｄ　ｆｏｒ　Ｏｂｔａｉ
ｎｉｎｇ　Ｄｉｇｉｔａｌ　Ｓｉｇｎａｔｕｒｅｓａｎ
ｄ　ｐｕｂｌｉｃ−にｅｙ　Ｃｒｙｐｔｏｓｙｓｔｅｍ
ｓ’　、　Ｃｑｍｍｕｎｉｃａｔｉｏ−ｎｓ　ｏｆ　Ｌ
ｈｅ　ＡＣＭ　、Ｖｏｌ、　２１　、　ｋ２　、　ｐｐ
、１２０−１２６　。

（１９７８年））、Ｒａｂｉｎ暗号（“−１Ｒａｂｉｎ
著：　ＤｉｇＩｔａ−Ｌｉｚｅｄ　Ｓｉｇｎａｔｕｒｅ
ｓ　ａｎｄ　Ｐｕｂｌｉｃ−Ｋｅｙ　Ｃｒｙｐｔｏｓｙ
ｓｔｅｍｓ″。

ＭＩＴ／ＬＣ５／ＴＲ−２１２，Ｔｅｃｈｎｉｃａｌ　
Ｒｅｐｏｒｔ　、旧Ｔ（１９７９年））などがある。

複数の通信装置では、公開鍵系の手法により、事前に秘
密情報を共有することなく通信メツセージ（即ち、電文
）に、ベキ乗暗号装置を用いて共通鍵の配送または生成
を行う方式が既に知られている。その第１に、二重暗号
を用いる方式（例えば、［小林哲二著二″暗号通信にお
ける２重暗号型鍵配送方弐パ、電子情報通信学会論文誌
、　Ｖｏｌ。

Ｊ７１−Ｄ　、漱９　、　ｐｐ、１８１５４８２２．　
（１９，８８年）」における基本処理手順を参照）であ
る。第２に、Ｄｉｆｒｉｅ−Ｈｅｌｌｍａｎによる共通
鍵配送方式（例えば、”　Ｎｅｗ　Ｄｉｒｅｃｔｉｏｎ
ｓ　ｉｎ　Ｃｒｙｐｔｏｇｒａｐｙ”　、　ＩＥＥＥ　
Ｔｒａ−ｎｓ、　、　Ｉｎｆｏｒ＋＋＋ａｔｉｏｎ　Ｔ
ｈｅｏｒｙ　＋　ＩＴ−２２ｌＩＭＰ、　６４４−６５
４　（１９７６年）を参照）である。第３に、公開鍵暗
号（例えば、Ｒ３Ａ３重暗Ｒａｂｉｎ暗号）などである
。公開鍵系の手法を用いた共通鍵配送では、公開された
情報の安全性を保証するために、公開溝の管理を行う必
要があるのが欠点である。このための対策として、通信
システム内で通信装置を一意に識別できる公開識別情報
（即ち、通信システム内で一意に付与された公開の識別
情報であり、例えば、電話番号、住所、通信装置識別子
、など）を用いる方式がある。ディジタル署名は、メソ
セージの作成者とメツセージ内容の正当性を保証する機
能である。公開識別情報に基づくディジタル署名の安全
な方式として、Ｆｉａｔ−３ｈａｍｉｒによる方式（Ａ
、Ｆｉａｔ　ａｎｄ　Ａ、５ｈａｓｉｒ著：　　’Ｈｏ
ｗ　Ｔｏ　ＰｒｏｖｅＹｏｕｒｓｅｌｆ　　：　　ｒ’
ｒａｃｔｉｃａｌ　　５ｏｌｕｔｉｏｎｓ　　ｔｏ　　
Ｉｄｅｎｔｉｆｉｃａ−ｔｉｏｎ　ａｎｄ　Ｓｉｇｎａ
ｔｕｒｅ　Ｐｒｏｂｌｅｍｓ　”、　　Ｐｒｏｃｅｅｄ
ｉｎｇｓｏｆ　ＣＲＹＰＴＯ８６＋　　Ｓｐｒｉｎｇｅ
ｒ−Ｖｅｒｌａｇ　　ｌ　Ｌｅｃｔｕｒｅ　Ｎｏｔ−ｅ
ｓ　　ｉｎ　Ｃｏｍｐｕｔｅｒ　５ｃｉｅｎｃｅ　２６
３　＋　　ｐｐ、１８６−１９４（１９８７年））が提
案されているが、その方法では共通鍵の配送はできない
。

［発明が解決しようとする課題」 従来に提案されている公開識別情報を用いる共通鍵配送
方式では、管理用装置が通信装置の共通鍵を知ることが
できること等の秘密保護に問題がある。この発明の目的
は、複数の通信装置間における共通鍵の配送において、
公開溝を不要とし、かつ通信装置の秘密保護が十分な共
通鍵の配送方式を提供することである。

「課題を解決するための手段」 この発明は、一つ以上の管理用装置と、複数の通信装置
により構成される通信システムに適用する。各通信装置
は、通信システム内で一意に定まる公開識別情報を有す
ることとする。各通信装置は、ベキ乗暗号装置を備えて
いる。ベキ乗暗号装置を用いることにより、複数の通信
装置の間では、事前に秘密情報を共有することなく共通
鍵の配送を行うことができる０通信装置の間の共通鍵の
配送は、次の二つの独立な過程により実現する。

■共通鍵配送の第１の過程： 各通信装置が管理用装置に登録する時に、管理用装置は
、通信システムで共通な公開情報と、通信装置の公開識
別情報に対応して生成した秘密情報を、各通信装置に付
与し、各通信装置はそれらの公開情報と秘密情報を保持
する。なお、管理用装置は、個々の通信装置対応に生成
した秘密情報を、通信装置に付与した後では、保持する
必要はない。

■共通鍵配送の第２の過程： 管理用装置からそれぞれ秘密情報を得て保持している複
数の通信装置（例えば、通信製ｒＩｔａと通信装置ｂ）
が、共通鍵の配送を行うときに、通信装置ａは、共通鍵
の配送に関した電文に、ディジタル署名を付加し、通信
装置すに送信する。通信製Ｈｂは受信したディジクル著
名の正当性を確認する。更に、通信装置すは、共通鍵の
配送に関した別の電文に、通信装置すのディジタル署名
を付加し、通信装置ａに送信する。通信装置ａは、ディ
ジタル署名の正当性を確認することにより、通信装置す
の正当性を確認する。また、これらの電文から、各通信
装置は共通鍵を共有する。ここで、電文の数、電文内容
、およびディジタル署名の対象とするデータは、共通鍵
を配送する方式により、異なっている。この共通鍵を配
送する方式としては従来より知られているベキ乗暗号装
置を用いる各種の共通鍵配送方式を利用できる。

「作　用」 前述の手段において、通信装置の間で共有する共通鍵の
値は、管理用装置では生成できないので、管理用装置は
、共通鍵を知ることができないため、通信装置の共通鍵
の秘密が保たれている。また、公開簿は不要である。

「実施例」 第１図は、この発明が適用される通信システムの一構成
例であり、管理用装置ｌ、通信装置２、通信装置３、通
信回線４で構成されている０通信装置が、二つ以上ある
場合も同様である。次に、記法を述べる。整数は、この
発明の実施例では、負でない整数を意味する。Ａ、Ｂ、
を及びＮを任意の整数とすると丞、ＢについてのＮを法
とする剰余が八であることを、Ａ＝ＢｍｏｄＮと表す。

ＡとＢがＮを法として合同であることを、Ａ＝７３（ｍ
ｏｄ　Ｎ）と表す、Ａの１乗の法をＮとする剰余である
、Ａ’　ｓｏｄ　Ｎを、ｅｘｐ（Ａ、　　ｔ　）　ｓｏ
ｄ　Ｎと表す。

１１は、二つ以上のデータのそのままの値の連結を表す
。ｅは排他的論理和の演算を表す。

通信装置Ｗの公開識別情報を、ＩＤ、とする。

ここで、Ｗは任意の値であり、例えば、通信装置ａの識
別子はＩＤ、、通信装置すの識別子はＩＤあとなる。公
開識別情報は、通信システム内では、−意に定まるとす
る。

次に、ベキ乗暗号装置について述べる。各通信装置は、
ベキ乗暗号装置を備えるものとする。整数のパラメータ
を、平文をＭ、暗号文をＣ１暗号化鍵をＫ、復号化鍵を
Ｋｌ、公開の整数をｐとすると、 Ｃ＝ｅｘｐ（Ｍ、　　Ｋ　）　ｓｏｄ　ｐＭ＝ｃｘｐ（
Ｃ，Ｋ　　Ｉ　　）　　ｓｏｄ　　ｐとなる。ここで、
０≦Ｍ＜ｐ、０≦Ｃａｐ、かつに−ＫＩ：’：１（ｓｏ
ｄ　φ（ｐ））である。φ（・）は、オイラーの関数で
ある。即ち、ρの素因数を、Ｐ、Ｑ、Ｒ１・・・とする
と、ｐ＝Ｐ”ＱゝＲ’　　・・・ であるから、 φ（ρ）　＝　ｐ（１−１／Ｐ）（１−１／Ｑ）（１−
１／Ｒ）　　・・・である。したがって、ｐが素数のと
きは、φ（ｐ）＝ｐ−１ である。ベキ乗暗号装置は、ハードウェア、又はハード
ウェアとソフトウェアの組み合わせにより実現できる。

ベキ乗暗号装置における、ベキ乗剰余、および逆数の計
算法などには、任意の方法を利用できる。それらの計算
法は、例えば。「池野ほか著“現代暗号理論”、電子情
報通信学会、（１９８６年）」などに述べられている。

第２図は、ベキ乗暗号装置１１の一構成例である。信号
路１２は、ベキ乗暗号装置ｌｌへ入力データを入力する
ための信号路であり、任意の整数のデータＭを入力する
。信号路１３は鍵（暗号化鍵または復号化鍵）の入力の
ための信号路であり、暗号化鍵Ｋを入力する例を示しで
ある。信号路１４は法の値ｐの入力のための信号路であ
る。ベキ乗暗号装置１１は、人力データＭについて、暗
号化＠にの値を指数とするベキ乗の法の値ｐによる剰余
を計算して、信号路１５から出力データＣを出力する。

ここで、Ｃ＝ｅｘｐ　　（Ｍ、　Ｋ）ｓｏｄ　ｐである
。

ベキ乗暗号装置１６は、ベキ乗暗号装置１１と同じ装置
であり、復号化ＩＫＩを鍵として入力している例である
。信号路１７から入力された暗号文Ｃは、ベキ乗暗号装
置１６により変換されて、信号路２０から平文Ｍを出力
する。

第３図は、ベキ乗暗号装置２１の一構成例である。ベキ
乗暗号装置２１は、ベキ乗暗号装置１１゜１６とは異な
る型のベキ乗暗号装置である。この型のベキ乗暗号装置
では、整数のパラメータを、Ｈ，ｔＳ　ｐとすると、 Ｊ＝ｅｘｐ　　（Ｈ，ｔ）ｍｏｄｐ となる。ここで、Ｏ＜Ｊ＜ｐ、Ｏ＜Ｈ＜ｐ、かつ０≦ｔ
＜ｐ、である、即ち、信号路２３からは、整数Ｈを入力
する。信号路２４からは、法の値ｐを入力する。信号路
２２からデータｔを人力して、データＨおよび法の値ｐ
を用いて、信号路２５から、出力データＪを出力する。

次に、管理用装置と通信装置で使用する関数ｆ（・）に
ついて述べる。関数ｆ（・）は、任意の数値θを、 ０≦ｆ（θ）＜ｎ の値に変換する関数であり、ｆ（θ）からθを求めるの
は、計算時間から見て困難であるとする。

ｆ（・）は、例えば、次のようにして実現できる。

θは、長さがｎ未満のときは、必要により、０を後に付
加して、θの長さがｎになるようにし、かつ個々のθｉ
　＜　（！＝１．２．　　・・・、ｍ）は暗号装置のブ
ロック長になるように選択して、θ＝θ、　　ＩＩθ２
１１・・・１１θ。

と分解する。′ｒを公開のデータとする。Ｅ（Ｚｌ。

Ｕ）を、任意のデータＵを暗号装置により、鍵Ｚｌを用
いて暗号化した値とする。この暗号装置には、任意の暗
号アルゴリズム（例えば、前述した、Ｆｌ！ＡＬ−８暗
号、ＤＵ！、Ｓ暗号、Ｒ３Ａ暗号など）を使用可能であ
る。すると、 Ｆ、　＝Ｅ　（θ５．Ｔ）■Ｔ Ｆ　ｔ　＝　ＩＥ　（θｚ　、、ＦＩ　）ｅＦｔＦ、　
＝Ｅ　（θｔ＝　、　　Ｆ−ｔ　）　’Ｉｌ’Ｆ　ａ−
＋とし、 ｆ　（θ）　−ＦＩ　　ＩＩ　Ｆ２　　ＩＩ　・　・・
１１Ｆ。

とすることができる。以下では、共通鍵配送の実施例を
四つ述べる。

［共通鍵配送の実施例１］ 二重暗号の基本処理手順による共通鍵配送に、Ｆｉａｔ
−５ｈａｍｉｒ方式によるディジタル署名を適用して、
通信装置で相互に相手側の正当性の認証を行う場合につ
いて示す、ベキ乗暗号装置は、第２図の型のベキ乗暗号
装置を用いる。

まず、管理用装置は、各通信装置が管理用装置に登録を
行うときに、次の共通鍵配送の第１の過程を実行する。

丑゛の　ｌの゛　　ニ ステップ　１： 管理用装置は、管理用装置の秘密情報として、素数α、
βを生成し保持する。次に、 ｎ−α°β を計算する。ｎは公開情報である。次に、公開情報とし
て、一つ以上の素数を生成し、それから整数ｐを作成し
、保持する。次に、公開の関数である、ｒ　＜−＞　の
形式を定める０次に、Ｆｉａｔ−８ｈａｍｉｒ方式のパ
ラメータである、ｔとｋの値を定める。

（ステップｌは、一度行えば、ステップ２〜ステツプ４
の異なる通信装置への処理に対しても共通である。） スー・・ブ　２二 任意の通信装置Ｗについての公開識別情報を、１０、と
する、管理用装置は、通信装置Ｗからの依頼により、ｊ
＝１．２．　　・・・、Ｋについて、■、ｊ＝ｆ　　（
ＩＤ、ＩＩ　　ｊ） を計算する。ここで、■１は、ｎを法とする平方剰余で
あるように、ｊ＝１，２．　　・・・、ｋを選択する０
次に、ｊ＝１．２．　　・・・、ｋについて、管理用装
置と、通信装置Ｗの秘密情報である。

Ｓ、Ｊ＝　（１／　Ｖ、、）　””　ｓｏｄ　ｎを求め
る。こごで、Ｓ　ｗｊは、ｌ／Ｖｗｊの法をｎとする最
小平方根とする。

ステップ　３： 管理用装置は、通信装置Ｗに、秘密情報として、ＳｗＪ
、　　（Ｊ　＝　１．　２．　　・・・、ｋ）を与える
。公開情報である、ｎとｐの値、およびｆ（、）の形式
も与える。ｐが合成数のときは、その素因数も与える。

Ｆｌａｔ−５ｈａａ＋ｉｒ方式のパラメータである、ｔ
とｋの値も与える。

スデュプー↓； 管理用装置は、通信装置Ｗに与えるために生成したＶｗ
ＪとＳ、、、（ｊ＝１，２．−　・・、ｋ）、の値を、
管理用装置から消去する。

次に、第１の過程により、管理用装置から、公開情報、
および秘密情報を得た通信装置は、任意の時点で共通鍵
配送の第２の過程により、共通鍵の配送を行う。

第４図は、共通鍵配送の第２の過程における電文の交信
例である。

共通鍵配送の第２の過程では、通信装置ａが共通鍵配送
を開始する場合を述べる。（通信装置すが共通鍵配送を
開始する場合も同様である）。

北′客ｌ配′のｖ２の゛　王ニ ステンプ　ｌ： 通信装置ａは、通信装置ａと通信装置すの共通鍵ＫＣｏ
を生成する０次に、二重暗号の暗号化鍵に１を乱数によ
り生成する。次に、復号化対Ｋｌ。

を、 Ｋ１１ｌ＝１／に、ｓｏｄ　φ（ρ） により求める０次に、 ＡＳ　１　＝ｅｘｐ　　（ＫＣｍｂｌｌ　Ｉ　Ｄａ　、
　　Ｋｍ　）ｓｈｏｄ　ｐを計算する。次に、乱数Ｒ−
ｒ、　　（ｉ＝１，２．　　・・・、ｔ）、を生成し、 ）（、、＝　　（Ｒａｔ）”　　ｓｏｄ　　ｎ　　、　
　（ｉ　　＝１．２＋’−”＋、　　ｔ）を求める。次
に、ｒ　　（Ａ　ｓ　ｉ　Ｉｔ　Ｘ、、　ＩＩ　Ｘ、ｚ
　ＩＩ・・・ｌｌＸ、ｔ）の先頭に、−ｔビット、を求
め、そのｋ・Ｌビットの個々のビットを、 Ｇａ　＝　（Ｇｉｔ４．（１＝　１．　２．　　・・・
、ｔ；ｊ＝１．２．　　・・・、ｋ）） の個々のビットとする。即ち、Ｇ、１、の要素は、［Ｇ
１１ｌ　＋　Ｇａ１ｌ　＋　　”　・＋　　Ｇ１１ｋ　
Ｉ　　ｃ、、、　＋Ｇｌｌ□２．・・・、　　Ｇ−ｋｔ
　ｌである。次に、ｉ＝１．２．　　・・・、Ｌについ
て、Ｙａｉ　＝　Ｒａｉ　’　　（■Ｓ　ａ＝）　ｍｏ
ｄ　ｎＧａ１ｊ　”’　１．　ｆｏｒ　Ｊ＝１＋２＋’
・・＋ｋを計算する。ここで、 ｒｒｓ、。

Ｇ、、Ｊ−１，「０「ｊ−１，２，・・・、には、ｊ＝
１，２．　　・・・、ｋについて、Ｇａ１ｊ＝１である
Ｓ１ｊの積を表す。次に、 Ｙ−−Ｙ−＋　ＩＩ　Ｙ−！　ＩＩ　・・・Ｉｆ　Ｙ□
とする。次に、 ＡＩ−［ＩＤ、、ＡＳＩ、Ｇ、、Ｙ、１を求め、ＡＸを
含む電文１を通信製ｚｂに送信する。ここで、Ｇ、、Ｙ
、が電文ＡＳＩに対するディジタル署名である。

ス±１ｌ−１＝ 通信装置すは、Ａ１を含む電文１を受信する。

次に、ｊ＝１．２．　　・・・、ｋについて、Ｖａｊ−
ｆ　（ＩＤ、Ｉｆ　Ｊ） を計算する。次に、ｉ＝１．２．　　・・・、ｔについ
て、 Ｚ、＋−（Ｙ、；）”ｒｌ　ｖ、、　ｍｏｄ　ｎＧａ＋
ｊ　＝　ｌ　、　ｆｏｒ　ｊ　＝１＋２＋−０−＋ｋを
計算する。次に、 ｃ、　＝　ｔ　（ＡＳ　ＩＩｔ　ｚ、、　Ｉｔ　Ｚ、□
１１・・・ｌｌｚ、ｔ）の先頭に−ｔビット が成立することにより、通信製！ａのディジタル署名の
正当性を検証する。成立しないときは異常終了する。

次に、二重暗号の暗号化鍵に、を乱数により生成する０
次に、復号化対Ｋｌｂを、 Ｋ　Ｉ　ｂ　＝　１　／　Ｋ　ｂ　５ｈｏｄ　φ（ｐ）
により、求める。次に、 Ａ　Ｓ　２　＝ｅｘｐ（Ａ　Ｓ　１　、　　Ｋｍ）　ｓ
ｏｄ　ｐ＝ｅｘｐ（Ｋ　Ｃａｂ　Ｉｆ　Ｉ　Ｄａ＋　Ｋ
ａ　・Ｋｂ）ｓｏｄ　ｐを計算する０次に、乱数Ｒｂｒ
−（＋　＝　１．　２．　　・・・ｔ）、を生成し、 ）（、、＝　（Ｒｂｌ）”　ｆｉｎｄ　ｆｌ、　　（ｉ
　＝１１２１・・Ｉｔ）を計算する０次に、ｆ　（ＡＳ
　２　ＩＩ　ｘｂ＋　ＩＩ　ｘｂｔｌｌ　・・・ｌｌｘ
、、ｔ）の先頭に−Ｌビット、を求め、そのに−ｔビッ
トの個々のピントを、 Ｇｂ　”　（ＧｂｔＪ、（ｉ　＝　１　、　２．　　・
・・、Ｌ；ｊ＝１．２．　　・・・、ｋ）） の個々のビットとする。即ち、Ｇ　ｂ　ｉ　ｊの要素は
、（Ｇ、、、　、　Ｃ＋ｂ＋ｚ　、　　・・・、ＧＨ＠
　、Ｇｂｔ＋　＋Ｇｂ２□、・・・、　Ｇｂｋ−） である。次に、ｉ＝１．２．　　・・・、ＬについてＹ
、ｒ−Ｒｂｌ　・（ｎ　５ｂＪ）　ｓｏｄ　ｎＧｂ、＝
　ｌ　＋ｆｏｒ　Ｊ＝１＋２＋・・ａ＋ｋを計算する。

次に、 Ｙ、　＝Ｙ、、　ＩＩ　Ｙｍｚｌｌ　−・・Ｉｔ　Ｙ、
ｔを作成する０次に、 Ａ２＝　ＩＩＤ、、ＡＳ２．Ｃ，、Ｙ、１を作成し、Ａ
２を含む電文２を通信装置ａに送信する。ここで、Ｇｈ
、Ｙｂが、電文ＡＳ２に対する通信装置すのディジタル
署名である。

スーツプ　３： 通信装置ａは、Ａ２を含む電文２を受信する。

次に、 Ｖｂ＝＝　ｆ　　（Ｉ　Ｄｂ　　Ｉｆ　Ｊ　）　、　　
ｊ　＝１．２．・・・、ｋを計算する。次に、ｎ＝１．
２．　　・・・、ｔについて、 Ｚｂｒ−（Ｙｂｔ）”ｒｌ　Ｖｂ４　ｅ＋ｏｄ　ｎＧｂ
ｉｊ　＝Ｌ　ｆｏｒ　、＝Ｌ２＋・・−ｔｉ＋を計算す
る。次に、 ｃ、　＝ｒ　（ＡＳ２　Ｉｆ　ｚｂ＋ｌｌ　Ｌｚｌｌ　
−・−ＩＩ　ｚｂｔ＞の先頭に−ｔビット が成立することにより、通信装置すのディジタル署名の
正当性を検証する。成立しないときは異常終了する。次
に、 Ａ３＝ｅｘｐ　　　（ＡＳ２．　　Ｋ１．　　）ｓｏｄ
　　ｐ＝ｅｘｐ　　（ＫＣｍｂｌｌ　Ｉ　Ｄａ　、　　
Ｋｂ　）　ａ＋ｏｄ　ｐを計算し、Ａ３を含む電文３を
通信装置すに送信する。

スーツプ　４： 通信装置すは、Ａ３を含む電文３を受信する。

次に、 Ａ４　＝ｅｘｐ　　（Ａ３．　　Ｋ　Ｉｂ　　）ｃＡｏ
ｄ　ｐ−ＫＣａｂｌｌ　　■Ｄ１１ を得る。次にＩＤ、が正しいかどうかを確認し、正しい
ときは、共通鍵ＫＣｏを保持する。ＩＤ。

が正しくないときは異常終了する。

以上の共通鍵配送の過程において、異常が発生時は、そ
の過程は異常終了する。

［共通鍵配送の実施例２］ Ｄｉｆｆｉｅ−Ｈｃｌｌｍａｎによる共通鍵配送の方式
に、Ｆｌａｔ−３ｈａ＋ｗｉｒ方式によるディジタル署
名を適用して、通信装置で相互に相手側の正当性の認証
を行う場合について示す。ベキ乗暗号装置は、第３図の
ベキ乗暗号装置を用いる。

まず、管理用装置は、各通信装置が管理用装置に登録を
行うときに、次の共通鍵配送の第１の過程を実行する。

管理用装置は、管理用装置の秘密情報として、素数α、
βを生成し保持する。次に、 ｎ＝α・　β を計算する。ｎは公開情報である０次に、公開情報とし
て、素数Ｈを生成し、保持する０次に、公開の関数であ
る、ｆ（・）の形式を定める。次に、Ｆｉａｔ−５ｈａ
ｍｉｒ方式のパラメータである、Ｌとｋの値を定める。

（ステップ１は、一度行えば、ステノブ２〜ステツプ４
の異なる通信装置への処理に対しても共通である。） ステップ　２： 任意の通信製［ｗについての公開識別情報を、ＩＤ、と
する、管理用装置は、通信装置Ｗからの依願により、ｎ
＝１．２．　　・・・、Ｋについて、■、、＝ｆ　（Ｉ
Ｄ＠ＩＩ　ｊ） を計算する。ここで、■、は、ｎを法とする平方剰余で
あるように、ｎ＝１．２．　　・・・、ｋを選択する。

次に、ｎ＝１．２．　　・・・、ｋについて、管理用装
置と、通信装置Ｗの秘密情報である。

５−ｊ＝　（１／　Ｖ、、）　””　ｓｏｄ　ｎを求め
る。ここで、Ｓ　ｗｊは、１／Ｖ、ｊの法をｎとする最
小平方根とする。

２ｉムプー１ 管理用装置は、通信装置Ｗに、秘密情報として、Ｓ、ｊ
、　　（Ｊ−１，２，・・・、ｋ）を与える。また公開
情報である、ｎｆ（・）、Ｈも与える。　Ｆｉａｔ−３
ｈａｍｉｒ方式のパラメータである、Ｌとｋの値も与え
る。

スー・ブ　４： 管理用装置は、通信装置Ｗに与えるために生成した■、
とＳ　ｗ　ｊ、（ｎ＝１．２．　　・・・、ｋ）、の値
を、管理用装置から消去する。

次に、第１の過程により、管理用装置から、公開情報、
および秘密情報を得た通信装置は、任意の時点で共通鍵
配送の第２の過程により、共通鍵。

の配送を行う。

第５図は、共通鍵配送の第２の過程における電文の交信
例である。

共通鍵配送の第２の過程では、通信装置ａが鍵配送を開
始する場合を述べる。（通信装置すが鍵配送を開始する
場合も同様である）。

芸」ｊｕむＬ＠男」」Ｂ１程； 通信装置ａは、秘密情報Ｔ、を乱数により生成する。次
に、 Ｗ、　＝ｅｘｐ　　（Ｈ，Ｔ、　）ｎｏｄ　ｐを求める
。次に、乱数Ｒ，，（ｉ＝１，２．　　・・・、ｔ）、
を生成し、 Ｘａｉ−（Ｒａｔ）”　ｌ１ｏｄ　ｎ　、（＋　−１，
２＋・・・１．　ｔ）を求める。次に、ｆ（Ｗ、ｌｌＸ
□１１Ｘ、□１１・・・１１Ｘ、Ｌ）の先頭に−ｔビッ
ト、を求め、そのｋ・Ｌピントの個々のビットを、 Ｇａ　＝　（ｃａｈｒ　、　　（＋＝ｔ、　　２．　−
−−、　　ｔ　；ｊ＝１．２．　　・・・、ｋ）） の個々のピントとする。次に、ｉ＝１．２．　　・・・
、Ｌについて、 を計算する。次に、 ｙ、　＝　Ｙ、ｌ　ＩＩ　Ｔａ２　ＩＩ・・・ｆｌｙ−
ｔとする。次に、 Ｂ１−　＋ＩＤ、、Ｗ、、Ｇ、、Ｙ、）を求め、Ｂｌを
含む電文１を通信装置すに送信する。ここで、Ｇ、、Ｙ
、が共通鍵の配送に関した電文Ｗ１に対するディジタル
署名である。

ステップ　２−。

通信装置すは、Ｂｌを含む電文１を受信する。

次に、通信製Ｍｂは、秘密情報′ｒ、を乱数により生成
する。次に、 ｖ、、＝ｆ　（ＩＤ、　　Ｉｆ　ｊ）、　　ｊ＝１，２
．・・・、ｋを計算する。次に、ｉ＝１．２．　　・・
・、ｔについて、 Ｚ、ｔ＝　　（Ｙ、ｔ）　”　　１１　Ｖ、＝　ＩＩｏ
ｄ　ｎＧａ１＝　＝Ｌ　ｆＯｒ　Ｊ’ｌ＋２＋・・・＋
ｋを計算する。次に、 ｃ、　＝　ｒ　（Ｗ、　　ＩＩ　Ｚ、、　ＩＩ　Ｚ、２
１１・・・ＩＩ　Ｚ□）の先頭に−ｔビット が成立することにより、通信装置ａのディジタル署名の
正当性を検証し、成立しないときは異常終了する。次に
、通信装置すは秘密情報Ｔ、を乱数により生成し、 ＫＣＱａｂ＝ｅｘｐ　　（（ｅｘｐ（Ｈ、Ｔａ　　）　
　ｓｏｄ　　ｐ）＋　　Ｔｂ　　）　　ｓｏｄ　　ｐ＝
ｅｘｐ　　（Ｈ、Ｔａ　　、　　Ｔｂ　）　　ｓｏｄ　
ｐを計算する。次に、共通鍵ＫＣｏを、 Ｋ　Ｃ−ｂ　＝　Ｋ　ＣＱ　−ｂの先頭からの部分ピン
ト（ピント長し） により求め保持する。ビット長しは、共通鍵のビット長
である。次に、 Ｗｂ　＝ｅｘｐ　　（Ｈ，Ｔｂ　）ｍｏｄ　ｐを計算す
る。次に、乱数Ｒｈ＋、　　（ｉ　＝　１，２．　　・
・・、１）を生成し、 Ｘｙ＝　（Ｒｙ）”　ｓｏｄ　ｎ　、　（ｉ　＝１＋２
．・・・、　Ｌ　）ヲ求メル。次ニｔ　ｔ　　（ｗｂ　
’ＩＩ　ＬＩ　ＩＩ　ｘｂｚｌｌ　−−−１１ＸｂＬ）
　（Ｄ先！３１′Ｉｋ−ｔ　ヒｙ　）　）　、ヲ求メ、
ソ（７１１ｋ・ｔピントの個々のビットを、 ｃｂ　＝　（Ｇｍ　、（ｔ−ｔ、Ｌ　　・・・、ｔ；ｊ
＝１．２．　　・・・、ｋ）） の個々のビットとする。次に、ｉ＝１，２．　　・・・
、（について、 Ｙｈｒ＝Ｒｈ＋　・’（ｒｌｓｂｊ）　ｓｏｄ　ｎＧｋ
ｉｊ：ｌ　、　ｆｏｒ　ｊ＝１．２．・・・、ｋを計算
する。次に、 Ｙｂ　　−Ｙｂ口Ｉ　Ｙｂｚｌｌ　−・−ＩＩ　ＹｂＬ
とする。次に、 Ｂ２−（ＩＤｂ　、Ｗ−、Ｇｂ　、Ｙｂ　ｌとする。次
に、Ｂ２を含む電文２を通信装置ａに送信する。ここで
、Ｇｂ、Ｙｂが、共通鍵配送に関した電文Ｗ、に対する
通信製ｆｉｂのディジタル署名である。

ステップ　３； 通信装置ａは、Ｂ２を含む電文２を受信する。

次に、 Ｖｂ７＝　ｆ　　（ｌ　Ｄｂ　　Ｉｆ　Ｊ　）　、　　
Ｊ　＝１．２．・・・、ｋを計算する。次に、ｉ＝１．
２．　　・・・、Ｌについて、 Ｚｂｒ＝　（ｙ＋＋１）”ｎ　Ｖｂ；　ｓｏｄ　ｎＧｋ
ｉｊ　＝ｌ＋　ｆｏｒ　Ｊ””ｌ＋２＋”’＋　ｋを計
算する。次に、 ｃ、　＝　ｆ　　（Ｗｂ　　Ｉｔ　Ｚｈ＋　ＩＩ　Ｌｚ
ｌｌ・・・＋＋ｚ、；）の先頭ｋ・Ｌビット が成立することにより、通信装置すのディシタル著名の
正当性を検証する。成立しないときは異常終了する。次
に、 にＣＱａｂ＝ｅｘｐ　（（ｅｘｐ（Ｈ、Ｔｂ　）　５ｈ
ｏｄ　ｐＬ　Ｔａ　）　＃ｌｏｄ　ｐ−ｅｘｐ　（Ｈ、
Ｔａ　、　Ｔｂ　）　ｓｏｄ　ｐを計算し、 Ｋ　Ｃ，、＝　Ｋ　ＣＱ、、の先頭からの部分ピント（
ビット長［、） とし、ＫＣｏを保持する。

なお、以上の共通鍵配送の過程において、異常が発生時
は、その過程は異常終了する。

［共通鍵配送の実施例３］ Ｒ３Ａ暗号による鍵配送に、Ｆｉａｔ−５ｈａｍｉｒ方
式によるディジタル署名を適用して、通信装置で相互に
相手側の正当性の認証と共通鍵の配送を行う場合につい
て示す。ベキ乗暗号装置は、第２図のへキ乗暗号装置を
用いる。

まず、管理用装置は、各通信装置が管理用装置に登録を
行うときに、次の共通鍵配送の第１の過程を実行する。

丑゛　配゛の　１の゛　　ニ ス−・プ　１： 管理用装置は、管理用装置の秘密情報として、素数α、
βを生成し保持する。次に、 ｎ−α°β を３１算す、る。ｒｌは公開情報である。次に、公開の
関数である、［（・）の形式を定める。次に、Ｆｉａｔ
−５ｈａｍｉｒ方式のパラメータである、ｔとｋの値を
定める。

（ステップｌは、一度行えば、ステンプ２〜ステップ４
の異なる通信装置への処理に対しても共通である。） スー・ブ　２： 任意の通信装置Ｗについての公開識別情報を、ＩＤ、と
する。管理用装置は、通信装置Ｗからの依頼により、ｊ
＝１，２．　　・　・、Ｋについて、Ｖ、＝ｆ　（ＩＤ
、ＩＩ　ｊ） を計算する。ここで、■１は、ｎを法とする平方剰余で
あるように、ｊ＝１．２．　　・・・、ｋを選択する０
次に、ｊ＝１，２．　　・・・、ｋについて、管理用装
置と、通信装置Ｗの秘密情報である、Ｓ、、＝＝　　（
１／　Ｖ、７）　””　ｉ＋ｏｄ　ｎを求める。ここで
、Ｓ　ｗｊは、１／Ｖ、ｊの法をｎとする最小平方根と
する。

久元１１−主： 管理用装置は、通信装置Ｗに、秘密情報として・Ｓ、ｊ
、（ｊ＝１．２．　　・・・、ｋ）を与える。また、公
開情報である、ｎｆ（・）も与える。Ｆｉａｔ−５ｈａ
ｍｉｒ方式のパラメータである、【とｋの値も与える。

ステップ　４； 管理用装置は、通信装置Ｗに与えるために生成したＶ　
Ｗｊ＋　　５ｌｌｊ、（ｊ＝１．２．−、ｋ）、の値を
、管理用装置から消去する。

次に、第１の過程により、管理用装置から、公開情報、
および秘密情報を得た通信装置は、任意の時点で共通鍵
配送の第２の過程により、共通鍵の配送を行う。

第６図は、共通鍵配送の第２の過程における電文の交信
例である。

共通鍵配送の第２の過程では、通信装置ａが鍵配送を開
始する場合を述べる。（通信装置すが鍵配送を開始する
場合も同様である。） 肚゛　の・　　の■ニ ステップ　０： 通信装置ａは、Ｒ３Ａ暗号の公開鍵（暗号化鍵）ＰＫ、
、秘密の素数Ｐ、、、Ｑ、公開の整数Ｎ１、および秘密
鍵（復号化鍵）ＳＫ、を生成する。

Ｎ、＝Ｐ、ｌ　−Ｑ。

であり、ＰｌとＱｌは通信装置ａの秘密の素数である。

また、 ＰＫ、　　・ＳＫ、＝ｌ　　（ｍｏｄ　φ（Ｎ、））で
ある。通信装置ａは、ＰＫ、、Ｎ、、ＳＫ、。

Ｐ、、Ｑ、を保持する。

（ステップＯは、一度行っておけば、以後に共通鍵配送
の第２の過程を再び行うときは、省略できる。） ステンブ　ｌ： 通信装置ａは、乱数Ｒｍｌ、　　（＋＝１．　２．　　
・・・、ｔ）、を生成し、 Ｘａｉ＝　（Ｒ，、）”　ｓｏｄ　ｎ　、　（ｉ　−＝
１．２＋−・＋、　ｔ）を計算する。次に、ｆ　（ＰＫ
、ＩＩＮ、ＩＩχ□１１Ｘ１１１・・・ｌｌｘ、ｔ）の
先頭に−ｔビット、を求め、そのＫ　−、Ｌピントの個
りのビットを、Ｇｈ　＝　（Ｇｈ４４．（＋　＝　１　
、　２．　　・・・、ｔＨｊ＝１．２．　　・・・、ｋ
）） の個々のピントとする。次に、ｉ＝１．２．　　・・・
、ｔについて、 Ｙ、、＝Ｒ，、・（ＩＩ　Ｓ、１）　ｓｏｄ　ｎＧａ＝
ａ　＝　ｌ、　ｆｏｒ　ｊ＝１，２．”’＋ｋを求める
。次に、 ｙ、　＝　ｙ、、　Ｉｔ　Ｙａｚ　１１　・・・Ｉｔ　
ｙ。

とする。次に、 Ｃ１＝　ｆｌＤ、、ＰＫ、、Ｎ、、Ｇ、、Ｙ、１とする
。次にＣＩを含む電文ｌを通信装置すに送信する。ここ
で、Ｇ、、Ｙ、が電文ＰＫ、に対する通信装置ａのディ
ジタル署名である。

ステップ　２： 通信装置すは、０．１を含む電文ｌを受信する。

次に、通信装置すは、 ■−＝＝　ｆ　（Ｉ　Ｄａ　　Ｉｆ　ｊ　）　、　　ｊ
　＝Ｌ２．．．．ｌ（を計算し、ｉ＝１．２．　　・・
・、ｔについて、を求める。次に、 Ｇ、＝ｆ　　（ＰＫ、ＩＩＮ、ＩＩ　Ｚ□１Ｚ−ｚｌｌ
・・・１１２、、）の先頭に−ｔピント が成立することにより、通信装置ａのディジタル署名を
検証し、成立しないときは、異常終了する。

次に、共通鍵ＫＣｏを生成し、 Ｗｌ＝ｅｘｐ　　（ＫＣ，ｂ、　　ＰＫ、　）Ｉｌｏｄ
　Ｎ。

を求める。次に、乱数Ｒ，＋、　　（ｉ＝１，２．　　
・・・、ｔ）、を生成し、 Ｘ　ｈ＋　−（Ｒｂｌ’）”　ｓｏｄ　ｎを求める。次
にｒ　　（ｗ　ＩＩｔ　ｘｂ、　ＩＩ　ｘ、２ＩＩ　・
・・１１ＸｂＬ）の先ｇｉｋ−Ｌピント、を求め、その
に−ｔ　　″ピントの個々のピントを、 Ｇｈ＝ｔＧｂｔ−、（ｉ＝１．２．・・・、む；ｊ＝１
．２．　　・・・、ｋ）） の個々のピントとする。次に、ｉ＝１，２．　　・・・
、ｔについて、 を計算する。次に、 Ｃ２−口Ｄｈ　、　Ｗ　ｌ　、　Ｇｂ　、　Ｙｈ　）を
求め、Ｃ２を含む電文２を、通信装置ａに送信する。こ
こで、ａ、、ｙ、が、電文Ｗ１に対する通信装置すのデ
ィジタル署名である。

ステップ　３： 通信装置ａは、Ｃ２を含む電文２を受信する。

次に、 Ｖ、、＝　ｆ　　（ｌ　Ｄｂ　　ＩＩ　ｊ）　、　　ｊ
　＝１，２．・・・、ｋを計算する。次に、ｉ＝１．２
．　　・・・、ｔについて、 を計算する。次に、 Ｇ、　＝ｆ　（Ｗ、　　ＩＩ　Ｌ、ｌｌ　ｚｂｚｌｌ　
・・・ＩＩ　Ｚｂｔ）−の先頭に−ｔビット が成立することにより、通信装置すのディジタル署名の
正当性を検証する。成立しないときは異常終了する。次
に、 Ｚ２＝ｅｘｐ　　（Ｗｌ、　　ＳＫａ　　）ｓｈｏｄ　
　Ｎ。

−ｅｘｐ　　（Ｋ　Ｃａｍ、Ｐ　Ｋｍ　　・Ｓ　Ｋｍ　
　）　ｓｏｄ　　Ｎａ＝ＫＣ１ を求め、これにより共通鍵ＫＣ，，を得て保持する。

なお、以上の共通鍵配送の過程において、異常が発生時
は、その過程は異常終了する。

［共通鍵配送の実施例４］ 二重暗号の基本処理手順による共通鍵配送に、Ｆｉａｔ
−５ｈａｍｉｒ方式によるディジタル署名を通用して、
通信装置で相互に相手側の正当性の認証を行う場合につ
いて、実施例１とは別の実施例を示す。

ディジタル署名を実施例１とは別の電文に適用する例で
ある。ベキ乗暗号装置は、第２図の型のベキ乗暗号装置
を用いる。

まず、管理用装置は、各通信装置が管理用装置に登録を
行うときに、次の共通鍵配送の第１の過程を実行する。

北　　　゛の　ｌの゛　　； 共通鍵配送の実施例１の、共通鍵配送の第１の過程と同
じである。

廿゛　　′の菰２のρ　； 通信装置ａは、通信装置ａと通信装置すの共通Ｉ！Ｋ　
Ｃ−ｂを生成する０次に、二重暗号の暗号化鍵に１を乱
数により生成する。更に、復号化源Ｋｌ。

を、 Ｋ　Ｉ　ｍ　−１／　Ｋ　ａ　ｓｏｄ　φ（ρ）により
求められる。次に、 ＡＩ＝ｅｘｐ　　（ＫＣｍｂｌｌ　ｌＤｍ　、　　Ｋ、
　）＋＋ｏｄ　ｐを計算し、Ａ１を含む電文ｌを通信装
置すに送信する。

スｊ」≦乙−１＝ 通信装置すは、Ａｔを含む電文１を受信する。

次に、二重暗号の暗号化鍵に、を乱数により生成する。

次に、復号化源Ｋ１．を、 Ｋ　ｌ　ｂ　＝　１　／　Ｋ　ｈ　ｓｏｄ　φ（ｐ）に
より求める。次に、 ＡＳ２＝　ｅｘｐ（ＡＩ、に、）ｓｏｄ　ｐ＝　　ｅｘ
ｐ　　（ＫＣｍｂ　　１ｌＤｍ　　、　　Ｋｍ　　・Ｋ
ｍ　　）ｓｏｄ　　ｐを計算する０次に、乱数Ｒｙ、（
＋＝１．２．　　・・・、【）、を生成し、 ）（、、−ＣＲｈ＋）”　ｌｌ１ｏｄ　ｎ　　、　　（
ｉ　＝１，２＋＝−１ｔ）を計算する。次に、ｆ　（Ａ
Ｓ　２　ＩＩ　Ｌ、　ＩＩ　Ｘ、２１１　・・・１ｌＬ
ｔ）の先頭ｋ・しピント、を求めそのｋ・ｔピントの個
々のビ・ントを、 Ｃｂ−ＩＧｂ＋Ｊ、　　（ｉ　＝　１，２．　　・・・
、Ｌ；ｊ＝１．２．　　・・・、ｋ）） の個々のビットとする。次に、ｉ＝１．２．　　・・・
、ｔについて、 を計算する。次に、 ｙ、　＝Ｙ、、　Ｉｔ　Ｙｂｚｌｌ　・・・ＩＩ　Ｙ、
ｔとする。次に、 Ａ２−（ＩＤ、、ＡＳ２．Ｇ、、Ｙ、１とする１次に、
Ａ２を含む電文２を通信装置ａに送信する。ここで、Ｇ
、、Ｙ、が、電文ＡＳ２に対する通信製ｚｂのディジタ
ル署名である。

スー・・ブ　３： 通信装置ａは、Ａ２を含む電文２を受信する。

次に、 ＶｂＪ＝　Ｅ　　（Ｉ　Ｏｈ　　Ｉｆ　ｊ　）　、　　
ｊ　＝１，２．・・・、ｋを計算する。次に、ｉ＝１．
２．　　・・・、ｔについて、 Ｚｂｒ＝　（Ｙｙ）”ｎ　ＶＩＪｓｏｄ　ｎＧｂ、Ｊ−
１＋　ｆｏｒ　Ｊ−１＋２＋”・＋　ｋを計算する。次
に、 ｃ、　＝　ｒ　（ＡＳ　２　ＩＩ　Ｚｂ、　ＩＩ　２ｂ
２＋１　・−・ＩＩＺ、Ｌ）の先頭に−ｔビット が成立することにより、通信装置すのディジタル署名の
正当性を検証する。成立しないときは異常終了する０次
に、 ＡＳ３＝　ｅｘｐ、（ＡＳ２．　　Ｋ　１．　）ｓｏｄ
　ｐ−ｅｘｐ　（ＫＣａｂｌｌ　ｌ　Ｄａ　、　　Ｋ６
　）　ｓｏｄ　ｐを計算する。次に、乱数Ｒ１を生成し
、Ｘａ！−（Ｒａｔ）　　”　　ｉ＋ｏｄ　　ｎ　　、
　　（ｉ　　＝１＋２＋　・・・、ｔ　　）を求める。

次に、 Ｇ、＝　ｆ　（Ａｓ　３　ＩＩ　Ｘ、Ｉ　ＩＩ　ｘ、ｚ
ｌｌ・・・１Ｘ−ｔ）の先頭に−Ｌピント を求める。次に、ｉ＝１，２．　　・・・、ｔについて
、 を計算する。Ｙ、　＝　Ｙ、、　ＩＩ　ｙｉｚ　＋＋・
・・ＩＩＹ、。

とする。ここで、Ｇ、、Ｙ、が電文ＡＳ３に対する通信
装置ｄのディジタル著名である。次に、Ａ３＝ｌＩＤ、
’、ＡＳ３．Ｇ、、Ｙ、１を計算しＡ３を含む電文３を
通信装置すに送信する。

ステップ　４： 通信装置すは、Ａ３を含む電文３を受信する。

次に、 Ｖ、、＝　ｆ　　（Ｉ　Ｄ、　　Ｉｆ　ｊ）　、　　ｊ
　＝１．２．−・・、ｋを８１算する０次に、ｉ＝１．
２．　　・・・、ｔについて、 を計算する。次に、 Ｇ、　＝　ｆ　（ＡＳ　３　ＩＩ　ＺｏＩｆ　ｚ、ｚｌ
ｌ・・・ｌｌＺ、ｔ）の先［ｋ−Ｌビット が成立することにより、通信装置ａのデイジタル署名を
検証する。成立しないときは異常終了する。

成立したときは、 Ａ４　＝　ｅｘｐ　（ＡＳ　３．　　Ｋ　Ｉ）　）　＋
ｓｏｄ　ｐ＝ＫＣ，、ｌＩ［Ｄ。

を計算し、ＩＤ、の正当性を確認し、異常のときは異常
終了し、正当なときは、共通鍵Ｋ　Ｃ−ｂを得て保持す
る。

以上の共通鍵配送の過程において、異常が発生時は、そ
の過程は異常終了する。なお、この発明では、以下の選
択も可能である。

■　この発明の適用に際して利用する通信網の物理的構
成（例えば、専用線、交換回線、構内網など）、通信網
インタフェース、及び通信プロトコルは、任意に選択で
きる。

■　この発明の実施例では、ベキ乗暗号装置を用いた共
通鍵配送にＦｉａｔ−３ｈａｍｉｒ方式によるディジタ
ル署名を適用する場合を記述したが、Ｆｌａｔ−５ｈａ
ｓ＋ｉｒ方式と類慎の通信形態を有するディジタル署名
方式（例えば、ＦｉａＬ−５ｈａｍｉｒ方式の、別のパ
ラメータ選択の利用、拡張、改良）も、この発明に適用
できることは明らかであり、そのような場合もこの発明
は含んでいる。

■　この発明の共通鍵配送の実施例３では、公開鍵暗号
にＲ３Ａ暗号を用いる場合を述べたが、Ｒａｂｉｎ暗号
などの、他の公開鍵暗号も用いることが可能であり、こ
の発明は、そのような場合も含んでいる。

■　実施例では、管理用装置が１つの場合を述べたが、
管理用装置が複数の場合も、各管理用装置の処理は同様
である。その場合、管理用装置の秘密情報と公開情報を
個別、または共通にすることにより、個々の管理用装置
を独立させるか、または一体とするかを選１尺できる。

「発明の効果」 この発明の共通鍵配送方式は、次の長所がある。

（＋）　　管理用装置の情報は、通信装置ではディジタ
ル署名にのみ用いられるので、万一に第三者に漏洩して
も、共通鍵が洩れないので安全性が高い。また、管理用
装置は、共通鍵を知ることができないので、通信装置の
共通鍵の秘密は保たれる。

（２）　　通信装置は、共通鍵配送時に、管理用装置と
の通信が不要であるので、管理用装置と通信不能となっ
ても、通信装置の間では暗号通信が可能である。

【図面の簡単な説明】

第１図は通信システムの一構成例を示すブロック図、第
２図はベキ乗暗号装置の一構成例を示すブロック図、第
３図は第２図と異なるベキ乗暗号装置の一構成例を示す
ブロック図、第４図は共通鍵配送の実施例１の共通鍵配
送第２の過程における電文の交信例を示す図、第５図は
共通鍵配送の実施例２の共通鍵配送第２の過程における
電文の交信例を示す図、第６図は共通鍵配送の実施例３
の共通鍵配送第２の過程における電文の交信例を示す図
である。

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. （１）一つ以上の管理用装置と、二つ以上の通信装置に
   より構成される通信システムにおいて、一つの管理用装
   置が、通信システムで共通な公開情報および通信装置の
   識別用の公開識別情報を用いて生成した秘密情報を、各
   通信装置に付与し、各通信装置は、通信システムで共通
   な公開情報および通信装置ごとの秘密情報を保持する第
   １の過程、および、 二つ以上の通信装置が、ベキ乗暗号装置を用いて共通鍵
   の配送を行うときに、送るべき電文の１つに対し、上記
   通信システムで共通な公開情報および通信装置ごとの秘
   密情報を用いて、各通信装置がディジタル署名を付与す
   ることにより、互いに相手側通信装置から受信した電文
   の正当性確認を行う第２の過程、を有することを特徴と
   する共通鍵の配送方式。