JPH0316339A - 暗号鍵配送方式 - Google Patents
暗号鍵配送方式Info
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- JPH0316339A JPH0316339A JP2050939A JP5093990A JPH0316339A JP H0316339 A JPH0316339 A JP H0316339A JP 2050939 A JP2050939 A JP 2050939A JP 5093990 A JP5093990 A JP 5093990A JP H0316339 A JPH0316339 A JP H0316339A
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- 238000000034 method Methods 0.000 claims description 32
- 238000004891 communication Methods 0.000 claims description 21
- 238000012795 verification Methods 0.000 claims description 15
- 230000005540 biological transmission Effects 0.000 claims description 3
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 9
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- 238000006243 chemical reaction Methods 0.000 description 6
- 108091006146 Channels Proteins 0.000 description 2
- 108091005462 Cation channels Proteins 0.000 description 1
- 241000282376 Panthera tigris Species 0.000 description 1
- 238000005516 engineering process Methods 0.000 description 1
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。
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）
本発明は慣用暗号系に用いる暗号鍵を送信者から受信者
の一方向通信で配送する鍵配送方式に関する。
の一方向通信で配送する鍵配送方式に関する。
（従来の技術と解決すべき課題）
鍵配送方式として従来から知られているものではＤｉｆ
ｆｉｅ−Ｈｅｌｌｒｎａｎ（ＤＨ）型鍵配送方式とＩＤ
ペースト鍵配送方式が有名である。前者の方式はアイ・
イー・イー・イー・トランザクション・オン・インフォ
メ ー シ ョ ン・ セ オ リ（ＩＥＥＥ Ｔｒａ
ｎｓａｃｔｉｏｎ ｏｎＩｎｆｏｒｍａｔｉｏｎＴｈｅ
ｏｒｙ）２２巻６号６４４頁〜６５４頁に掲載のＤＩＦ
ＦＩＥおよびＨＥＬＬＭＡＮの論文“Ｎｅｗ Ｄｉｒｅ
ｃｔｉｏｎ ｉｎＣｒｙｐｔｏｇｒｐｈｙ”′に開示さ
れている。ＤＨ型鍵配送方式は各通信者毎の公開情報を
記憶し、．例えば通信者Ａが通信者Ｂと暗号通信をする
場合には、ＡはＢの公開情報ｙＢとＡのみの秘密情報ｘ
Ａから暗号鍵を作或する。ところがこの方法は、公開情
報を改ざんすることによってなりすましができる。後者
のＩＤペースト鍵配送方式は、米国特許番号第４， ８
７６，７１６号に開示されているように、各通信者の氏
名などの識別情報を用いて鍵を生成する方式であり、公
開情報として識別情報を用いるので改ざんの恐れがない
。しかし、この方式では、双方向の通信が必要になり、
既存のメールシステムでは暗号文を送るために送受信者
両方のオーバヘッドが大きくなるという問題が生ずる。
ｆｉｅ−Ｈｅｌｌｒｎａｎ（ＤＨ）型鍵配送方式とＩＤ
ペースト鍵配送方式が有名である。前者の方式はアイ・
イー・イー・イー・トランザクション・オン・インフォ
メ ー シ ョ ン・ セ オ リ（ＩＥＥＥ Ｔｒａ
ｎｓａｃｔｉｏｎ ｏｎＩｎｆｏｒｍａｔｉｏｎＴｈｅ
ｏｒｙ）２２巻６号６４４頁〜６５４頁に掲載のＤＩＦ
ＦＩＥおよびＨＥＬＬＭＡＮの論文“Ｎｅｗ Ｄｉｒｅ
ｃｔｉｏｎ ｉｎＣｒｙｐｔｏｇｒｐｈｙ”′に開示さ
れている。ＤＨ型鍵配送方式は各通信者毎の公開情報を
記憶し、．例えば通信者Ａが通信者Ｂと暗号通信をする
場合には、ＡはＢの公開情報ｙＢとＡのみの秘密情報ｘ
Ａから暗号鍵を作或する。ところがこの方法は、公開情
報を改ざんすることによってなりすましができる。後者
のＩＤペースト鍵配送方式は、米国特許番号第４， ８
７６，７１６号に開示されているように、各通信者の氏
名などの識別情報を用いて鍵を生成する方式であり、公
開情報として識別情報を用いるので改ざんの恐れがない
。しかし、この方式では、双方向の通信が必要になり、
既存のメールシステムでは暗号文を送るために送受信者
両方のオーバヘッドが大きくなるという問題が生ずる。
また、ＤＨ型鍵配送方式は、公開情報を改ざんすること
により受信者が利用者になりすますことができるという
問題がある。本発明の目的は、上述の欠点を除去した暗
号鍵配送方式を提供することにある。
により受信者が利用者になりすますことができるという
問題がある。本発明の目的は、上述の欠点を除去した暗
号鍵配送方式を提供することにある。
（課題を解決するための手段）
本発明の一態様に従った第１の暗号鍵配送方式は、第１
のサブシステムと第２のサブシステムとの間で暗号通信
を行うための暗号鍵を配送する暗号鍵配送方式であって
、 受信者識別情報で示された位置に公開情報を格納する共
用ファイルを含み、 前記第１のサブシステムは 前記共用ファイルから前記公開情報を読出す読出手段と
、 乱数を発生しする乱数発生手段と、 定数、外部から与えられる前記受信者識別情報、前記乱
数発生手段で発生される乱数および前記読出手段で読出
される公開情報に基づいて暗号鍵を生成する第１の暗号
鍵生成手段と、自サブシステムを利用する通信者の秘密
情報を保持する秘密情報保持手段と、 前記定数、前記乱数および前記秘密保持情報保持手段か
ら与えられる秘密情報に基づいて鍵配送用コードを生成
する鍵配送用コード生成手段と、この鍵配送用コード生
成手段で生成された鍵配送用コードと通信者の識別情報
とを送信する送信手段とを含み、かつ、 前記第２のサブシステムは、 前記第１のサブシステムの送信手段からの鍵配送用コー
ドと識別情報とを受信する受信手段と、定数を保持する
定数保持手段と、 自サブシステムを利用する通信者の秘密情報を保持する
秘密情報保持手段と、 前記受信手段からの鍵配送用コードおよび識別情報、前
記定数保持手段からの定数および前記秘密情報保持手段
からの秘密情報に基づいて前記第１の暗号鍵で生成され
た暗号鍵と等しい暗号鍵を生成する第２の暗号鍵生成手
段を含んでいる。
のサブシステムと第２のサブシステムとの間で暗号通信
を行うための暗号鍵を配送する暗号鍵配送方式であって
、 受信者識別情報で示された位置に公開情報を格納する共
用ファイルを含み、 前記第１のサブシステムは 前記共用ファイルから前記公開情報を読出す読出手段と
、 乱数を発生しする乱数発生手段と、 定数、外部から与えられる前記受信者識別情報、前記乱
数発生手段で発生される乱数および前記読出手段で読出
される公開情報に基づいて暗号鍵を生成する第１の暗号
鍵生成手段と、自サブシステムを利用する通信者の秘密
情報を保持する秘密情報保持手段と、 前記定数、前記乱数および前記秘密保持情報保持手段か
ら与えられる秘密情報に基づいて鍵配送用コードを生成
する鍵配送用コード生成手段と、この鍵配送用コード生
成手段で生成された鍵配送用コードと通信者の識別情報
とを送信する送信手段とを含み、かつ、 前記第２のサブシステムは、 前記第１のサブシステムの送信手段からの鍵配送用コー
ドと識別情報とを受信する受信手段と、定数を保持する
定数保持手段と、 自サブシステムを利用する通信者の秘密情報を保持する
秘密情報保持手段と、 前記受信手段からの鍵配送用コードおよび識別情報、前
記定数保持手段からの定数および前記秘密情報保持手段
からの秘密情報に基づいて前記第１の暗号鍵で生成され
た暗号鍵と等しい暗号鍵を生成する第２の暗号鍵生成手
段を含んでいる。
本発明の一態様に従った第２の暗号鍵配送方式は、第１
のサブシステムと第２のサブシステムとの間で暗号通信
を行うため暗号鍵を配送する暗号鍵配送方式であって、 受信者識別情報で示された位置に公開情報を格納する共
用ファイル手段を含み、 前記第１のサブシステムは、 前記共用ファイルから前記公開情報を読出す第１の読出
手段と、自サブシステムを利用する通信者の秘密情報を
保持する秘密情報保持手段と、定数、外部から与えられ
る受信者の識別情報、前記読出手段で読出される公開情
報および前記秘密情報保持手段からの秘密情報に基づい
て暗号鍵を生成する第１の暗号鍵生成手段と、 自サブシステムを利用する通信者の識別情報を送信する
送信手段とを含み、かつ、 前記第２のサブシステムは、 前記送信手段から与えられる識別情報を受信する受信手
段と、 定数を保持する定数保持手段と、 自サブシステムを利用する通信者の秘密情報を保持する
秘密情報保持手段と、 前記共用ファイルから前記公開情報せ読出ず第２の読出
手段と、 前記受信手段からの識別情報、前記定数保持手段からの
定数、前記秘密情報保持手段からの秘密情報および前記
第２の読出手段から与えられる公開情報に基づいて前記
第１の暗号鍵生成手段で生成された暗号鍵と等しい暗号
鍵を生成す．る第２の暗号鍵生成手段とを含んでいる。
のサブシステムと第２のサブシステムとの間で暗号通信
を行うため暗号鍵を配送する暗号鍵配送方式であって、 受信者識別情報で示された位置に公開情報を格納する共
用ファイル手段を含み、 前記第１のサブシステムは、 前記共用ファイルから前記公開情報を読出す第１の読出
手段と、自サブシステムを利用する通信者の秘密情報を
保持する秘密情報保持手段と、定数、外部から与えられ
る受信者の識別情報、前記読出手段で読出される公開情
報および前記秘密情報保持手段からの秘密情報に基づい
て暗号鍵を生成する第１の暗号鍵生成手段と、 自サブシステムを利用する通信者の識別情報を送信する
送信手段とを含み、かつ、 前記第２のサブシステムは、 前記送信手段から与えられる識別情報を受信する受信手
段と、 定数を保持する定数保持手段と、 自サブシステムを利用する通信者の秘密情報を保持する
秘密情報保持手段と、 前記共用ファイルから前記公開情報せ読出ず第２の読出
手段と、 前記受信手段からの識別情報、前記定数保持手段からの
定数、前記秘密情報保持手段からの秘密情報および前記
第２の読出手段から与えられる公開情報に基づいて前記
第１の暗号鍵生成手段で生成された暗号鍵と等しい暗号
鍵を生成す．る第２の暗号鍵生成手段とを含んでいる。
本発明の一態様に従った第３の暗号鍵配送方式は、前述
の第１の暗号鍵配送方式における第１のサブシステム内
に、共用ファイルに格納された情報の一部を格納する個
人ファイルを有することを特徴とする。
の第１の暗号鍵配送方式における第１のサブシステム内
に、共用ファイルに格納された情報の一部を格納する個
人ファイルを有することを特徴とする。
本発明の一態様に従った第４の暗号鍵配送方式は、前述
の第１、第２あるいは、第３の方式に共用ファイルから
読出される情報を検証する検証手段を有することを特徴
とする。
の第１、第２あるいは、第３の方式に共用ファイルから
読出される情報を検証する検証手段を有することを特徴
とする。
（実施例）
本発明の暗号鍵配送方式は、第２図、第４図、第８図お
よび第１０図に示すように、第１のサブシステム１０１
と、第２のサブシステム１０２と、サブシステム１０１
からサブシステム１０２に対し暗号文を伝送する暗号文
非安全通信チャネル（ｉｎｓｅｃｕｒｅ ｃｏｍｍｕｎ
ｉｃａｔｉｏｎｃｈａｎｎｅｌ）（例えば、電話回線）
ｌ０３と、サブシステム１０１からサブシステム１０２
に対しコード化された鍵配送用コードＹＡを伝送する中
間鍵非安全通信チャネル１０４、識別情報ＩＤｉを含む
公開情報Ｘｉを格納する共用ファイル１０５および共用
ファイル１０５とサブシステム１０１とを結ぶ線１０６
とで構威されている。サブシステム１０１は通信者Ａに
より、サブシステム１０２は通信者Ｂによりそれぞれ使
用される。
よび第１０図に示すように、第１のサブシステム１０１
と、第２のサブシステム１０２と、サブシステム１０１
からサブシステム１０２に対し暗号文を伝送する暗号文
非安全通信チャネル（ｉｎｓｅｃｕｒｅ ｃｏｍｍｕｎ
ｉｃａｔｉｏｎｃｈａｎｎｅｌ）（例えば、電話回線）
ｌ０３と、サブシステム１０１からサブシステム１０２
に対しコード化された鍵配送用コードＹＡを伝送する中
間鍵非安全通信チャネル１０４、識別情報ＩＤｉを含む
公開情報Ｘｉを格納する共用ファイル１０５および共用
ファイル１０５とサブシステム１０１とを結ぶ線１０６
とで構威されている。サブシステム１０１は通信者Ａに
より、サブシステム１０２は通信者Ｂによりそれぞれ使
用される。
まず、本発明の特徴の１つである固定ファイル１０５へ
の登録について第１図を参照して詳細に説明する。
の登録について第１図を参照して詳細に説明する。
この動作は、暗号文の伝送前に行われる。
第１図を参照すると、本発明の一実施例で暗号鍵ＫＡ，
ＫＢを生成する場合の準備が示されている。
ＫＢを生成する場合の準備が示されている。
まず大きな素数ｐ，ｑが選択される（ステップ１１）。
次にこれら２つの大きな素数ｐおよびｑの積がｎとして
求められる（ステップ第２）。さらに、ｔが（ｐ−１）
・（ｑ−１）と互いに素な素数として選択され、かつａ
がＧＦ（ｐ）かつＧＦ（ｑ）において原始元となるｎ未
満の正整数として選択される（ステップ１３）。このあ
と新加入側のシステム１０１又は１０２は必要に応じて
加入要求２３を与える。センタ１００では、加入要求が
あるか否かについて問合わせが行われ、加入要求が与え
られるまで、その問合せが継続される（ステップ１４）
。
求められる（ステップ第２）。さらに、ｔが（ｐ−１）
・（ｑ−１）と互いに素な素数として選択され、かつａ
がＧＦ（ｐ）かつＧＦ（ｑ）において原始元となるｎ未
満の正整数として選択される（ステップ１３）。このあ
と新加入側のシステム１０１又は１０２は必要に応じて
加入要求２３を与える。センタ１００では、加入要求が
あるか否かについて問合わせが行われ、加入要求が与え
られるまで、その問合せが継続される（ステップ１４）
。
もし、この間合せステップ１４により加入要求があると
判定されたとき、その加入者ｉの識別情報ＩＤｉがシス
テム１０１又は１０２のＨＤ申請２４により設定される
（ステップ１５）。次にこの識別情報ＩＤｉを用いて秘
密情報Ｓｉが ＳＨ ＝ （ＩＤＮ）− １′ｔｍｏｄｎにより求めら
れる（ステップ１６）。ここでａ（ｍｏｄ ｂ）はａを
ｂで割った余りを意味する。
判定されたとき、その加入者ｉの識別情報ＩＤｉがシス
テム１０１又は１０２のＨＤ申請２４により設定される
（ステップ１５）。次にこの識別情報ＩＤｉを用いて秘
密情報Ｓｉが ＳＨ ＝ （ＩＤＮ）− １′ｔｍｏｄｎにより求めら
れる（ステップ１６）。ここでａ（ｍｏｄ ｂ）はａを
ｂで割った余りを意味する。
このステップ第２． １３および１６で生成されたｎ，
α＋ｔｐＩＤｉおよび秘密情報Ｓｉが新加入者ｉに配布
される（ステップ１７）。
α＋ｔｐＩＤｉおよび秘密情報Ｓｉが新加入者ｉに配布
される（ステップ１７）。
新加入者ｉ側のシステムはステップ１７で配布されたｎ
，α， ｔ， ＩＤｉおよび秘密情報Ｓｉが受領される
（ステップ１８）。次に秘密情報（乱数）ｒｉが発生さ
れる（ステップ１９）。さらに受領された秘密情報Ｓｉ
、発生された情報ｒｉおよびステップｌ３において原始
元となるαに基づいて、公開情報Ｘｉが ＸＨ ＝ ８ｉ・ａｒｉ ｍｏｄ ｎ で生成される（ステップ２０）。
，α， ｔ， ＩＤｉおよび秘密情報Ｓｉが受領される
（ステップ１８）。次に秘密情報（乱数）ｒｉが発生さ
れる（ステップ１９）。さらに受領された秘密情報Ｓｉ
、発生された情報ｒｉおよびステップｌ３において原始
元となるαに基づいて、公開情報Ｘｉが ＸＨ ＝ ８ｉ・ａｒｉ ｍｏｄ ｎ で生成される（ステップ２０）。
第１図および第３図を参照すると、生成された公開情報
Ｘｉは共用ファイル１０５の指定番地ＩＤｉに格納され
る。次に、受領された秘密情報Ｓｉおよびｒｉが秘密情
報保持手段１０第２に格納され、ｎ， ａ， ｔが定数
保持手段１０１３に格納されるとともにＩＤ，が識別情
報保持手段１０１５に格納される（ステップ２２）。な
お、ステップ１１〜１７は、鍵配送センタ１００が受け
持つ。各通信者毎に異なる識別情報ＩＤｉは名前や住所
など一般に既知のものを、例えばＡＳＣＩＩコードでコ
ード化した識別コードとする。
Ｘｉは共用ファイル１０５の指定番地ＩＤｉに格納され
る。次に、受領された秘密情報Ｓｉおよびｒｉが秘密情
報保持手段１０第２に格納され、ｎ， ａ， ｔが定数
保持手段１０１３に格納されるとともにＩＤ，が識別情
報保持手段１０１５に格納される（ステップ２２）。な
お、ステップ１１〜１７は、鍵配送センタ１００が受け
持つ。各通信者毎に異なる識別情報ＩＤｉは名前や住所
など一般に既知のものを、例えばＡＳＣＩＩコードでコ
ード化した識別コードとする。
次に共用ファイル１０５に格納された公開情報は各通信
者がアクセスする第１の実施例につい以下第２図を参照
して詳細に説明する。
者がアクセスする第１の実施例につい以下第２図を参照
して詳細に説明する。
第１の実施例では、送信者Ａが共用ファイル１０５をア
クセスするものとする。なお、鍵配送センタ１００は、
第１図に示されるように、変換方式や共通パラメータを
設定し個人の秘密情報ｓＡを配布指定るものとする。シ
ステム１０１は乱数発生手段１０１１から乱数ｒを発生
するとともに、Ａの秘密情報保持手段１０第２から秘密
情報ｓＡを読出し、定数保持手段１０１３から定数ｎ′
αを読出す。次に、鍵配送用コードＹＡ生成手段１０１
．４は ＹＡ ＝ ＳＡ ◆ａ’ （ｒｎｏｄ ｎ）に従い、中
間暗号鍵としてのコードＹＡを生成する。生成手段１０
１４で生成されたコードＹＡおよびＡの識別情報ＩＤＡ
は、送信手段１０ｌ６で線１０４に送出される。サブシ
ステム１０２のコードＹＡ受信手段１０２２は線１０４
を介して与えられるコードＹＡおよびＡの識別情報ＩＤ
Ａを受信する。受信手段１０２２からの識別情報ＩＤＡ
およびコードＹＡ、定数保持手段１０２からの定数ｔお
よびｎ、およびＢの秘密情報保持手段１０２８からの秘
密情報ｒＢを用いて暗号鍵ＫＢ生成手段１０２３は、Ｋ
Ｂ＝（ＹＡｔ−ＩＤＡ）ｒＢ（ｍｏｄｎ）に従い暗号鍵
ＫＢを生成する。
クセスするものとする。なお、鍵配送センタ１００は、
第１図に示されるように、変換方式や共通パラメータを
設定し個人の秘密情報ｓＡを配布指定るものとする。シ
ステム１０１は乱数発生手段１０１１から乱数ｒを発生
するとともに、Ａの秘密情報保持手段１０第２から秘密
情報ｓＡを読出し、定数保持手段１０１３から定数ｎ′
αを読出す。次に、鍵配送用コードＹＡ生成手段１０１
．４は ＹＡ ＝ ＳＡ ◆ａ’ （ｒｎｏｄ ｎ）に従い、中
間暗号鍵としてのコードＹＡを生成する。生成手段１０
１４で生成されたコードＹＡおよびＡの識別情報ＩＤＡ
は、送信手段１０ｌ６で線１０４に送出される。サブシ
ステム１０２のコードＹＡ受信手段１０２２は線１０４
を介して与えられるコードＹＡおよびＡの識別情報ＩＤ
Ａを受信する。受信手段１０２２からの識別情報ＩＤＡ
およびコードＹＡ、定数保持手段１０２からの定数ｔお
よびｎ、およびＢの秘密情報保持手段１０２８からの秘
密情報ｒＢを用いて暗号鍵ＫＢ生成手段１０２３は、Ｋ
Ｂ＝（ＹＡｔ−ＩＤＡ）ｒＢ（ｍｏｄｎ）に従い暗号鍵
ＫＢを生成する。
このとき、ＹＡ＝ＳＡｔ−ａ”＝（ＩＤＡ） ’・ａ
ｒＡｔ（ｍｏｄｎ）であるからＫＢ ＝ ａｒＢ”（ｍ
ｏｄ ｎ）となる。
ｒＡｔ（ｍｏｄｎ）であるからＫＢ ＝ ａｒＢ”（ｍ
ｏｄ ｎ）となる。
なお、本発明は第２のサブシステム１０２から第２の鍵
配送用情報を送信者Ａのサブシステム１０１に送る必要
はない。これは共用ファイル１０５に受信者Ｂの公開情
報が格納され、サブシステム１０１自身がこの公開情報
を読出すことができるためである。
配送用情報を送信者Ａのサブシステム１０１に送る必要
はない。これは共用ファイル１０５に受信者Ｂの公開情
報が格納され、サブシステム１０１自身がこの公開情報
を読出すことができるためである。
すなわち、サブシステム１０１は受信者Ｂの識別情報Ｉ
ＤＢを外部から入力手段１０１７で得るとともに、この
情報ＩＤＢを外部から入力手段１０１７で得るとともに
、この情報ＩＤＢを用いて共用ファイル読出手段１０１
８はＢの公開情報ｘＢを共用ファイル１０９から読出す
。
ＤＢを外部から入力手段１０１７で得るとともに、この
情報ＩＤＢを外部から入力手段１０１７で得るとともに
、この情報ＩＤＢを用いて共用ファイル読出手段１０１
８はＢの公開情報ｘＢを共用ファイル１０９から読出す
。
暗号鍵ＫＡ生成手段１０１９は、これら情報ＩＤ１３お
よびｘＢを用いて ＫＡ＝（ＸＢｔ− ＩＤＢ）’ ｍｏｄ ｎに従い、暗
号鍵ＫＡを生成する。
よびｘＢを用いて ＫＡ＝（ＸＢｔ− ＩＤＢ）’ ｍｏｄ ｎに従い、暗
号鍵ＫＡを生成する。
コノ時、ＸＢ＝ＳＢ’ ａ””＝（ＩＤＢ）一” ・ａ
ｒＢｔ（ｍｏｄ ｎ）テあるから、ＫＡ ＝ ａ”””
（ｍｏｄ ｎ）である。
ｒＢｔ（ｍｏｄ ｎ）テあるから、ＫＡ ＝ ａ”””
（ｍｏｄ ｎ）である。
従って、サブシステム１０１の暗号鍵ＫＡ生成手段１０
１９で生成された暗号鍵ＫＡとサブシステム１０２の暗
号鍵ＫＢ生成手段１０２３で生成された暗号鍵ＫＢとは
同一になるため、鍵配送が実現できる。
１９で生成された暗号鍵ＫＡとサブシステム１０２の暗
号鍵ＫＢ生成手段１０２３で生成された暗号鍵ＫＢとは
同一になるため、鍵配送が実現できる。
このように発信者Ａは受信者Ｂの識別情報ＩＤＢを用い
て共用ファイル１０５をアクセスすることにより、受信
者Ｂからの在ｌ不在にかかわらず鍵生成ができ、暗号文
とともに鍵配送用コードＹＡ及び識別情報ＩＤＡを伝送
することができる。
て共用ファイル１０５をアクセスすることにより、受信
者Ｂからの在ｌ不在にかかわらず鍵生成ができ、暗号文
とともに鍵配送用コードＹＡ及び識別情報ＩＤＡを伝送
することができる。
公開情報Ｘｉを改ざんして通信者ｉになりすますために
は、 Ｘｔ．ＩＤｉ＝ａ”’ ｎｏｄ ｎ を満たすようなＸとｒをみつければよい。しがし、これ
が結託しても困難であるとは、例えばＡｄｖａｎｃｅｓ
ｉｎ Ｃｒｙｐｔｏｌｏｇ）ｒ−Ｃｒｙｐｔｏ ’８
７のｐｐｌ９６−２０２を参照できる。またこの文献で
は、上記Ｘｉを公開しても秘密情報であるＳｉやｒｉが
露呈しないことも述べている。
は、 Ｘｔ．ＩＤｉ＝ａ”’ ｎｏｄ ｎ を満たすようなＸとｒをみつければよい。しがし、これ
が結託しても困難であるとは、例えばＡｄｖａｎｃｅｓ
ｉｎ Ｃｒｙｐｔｏｌｏｇ）ｒ−Ｃｒｙｐｔｏ ’８
７のｐｐｌ９６−２０２を参照できる。またこの文献で
は、上記Ｘｉを公開しても秘密情報であるＳｉやｒｉが
露呈しないことも述べている。
次に公開情報を読出した後検証することを特徴とする第
２の実施例について第４図を参照して詳細に説明する。
２の実施例について第４図を参照して詳細に説明する。
まず、第２の実施例を実施するための準備段階について
第３図を参照して詳細に説明する。
第３図を参照して詳細に説明する。
第３図を参照すると、まず大きな素数ｐ，ｑが選択され
る（ステップ１１）。次にこれら２つの大きな素数ｐ，
ｑの積がｎとして求められる（ステップ第２）。さらに
ｔが（ｐ−１）・（ｑ−１）と互いに素な素数として選
択され、かつａがＧＦ（ｐ）およびＧＦ（ｑ）において
原始元となるｎ未満の正整数として選択され、かつ二変
数一方向性間数ｒが選択される（ステップ１３）。この
あと新加入者側のサブシステム１０１又は１０２は必要
に応じて加入要求２３を与える。
る（ステップ１１）。次にこれら２つの大きな素数ｐ，
ｑの積がｎとして求められる（ステップ第２）。さらに
ｔが（ｐ−１）・（ｑ−１）と互いに素な素数として選
択され、かつａがＧＦ（ｐ）およびＧＦ（ｑ）において
原始元となるｎ未満の正整数として選択され、かつ二変
数一方向性間数ｒが選択される（ステップ１３）。この
あと新加入者側のサブシステム１０１又は１０２は必要
に応じて加入要求２３を与える。
センタ１００では、加入要求があるか否かについて問合
せが行われ、加入要求が与えられるまでその問合せが継
続される（ステップ１４）。もし、この間合せステップ
１４により、加入要求があると判定されたとき、加入者
ｉの識別情報ＩＤｉがサブシステム１０１又は１０２の
ＩＤ申請２４により設定される（ステップ１５）。
せが行われ、加入要求が与えられるまでその問合せが継
続される（ステップ１４）。もし、この間合せステップ
１４により、加入要求があると判定されたとき、加入者
ｉの識別情報ＩＤｉがサブシステム１０１又は１０２の
ＩＤ申請２４により設定される（ステップ１５）。
を用いて秘密情報８３が
Ｓｉ ＝ （ＩＤＨ）”ｔｎｏｄ ｎ
により求められる（ステップ１６）。
このステップ第２， １３および１６で生成されたｆ，
ｎ， ａ，ＩＤｉおよび秘密情報Ｓｉが新加入者ｉに
配布される（ステップ１７）。
ｎ， ａ，ＩＤｉおよび秘密情報Ｓｉが新加入者ｉに
配布される（ステップ１７）。
新加入者ｉ側のシステムはステップ１７で配布されたｆ
’， ｎ，α， ＩＤｉおよび秘密情報Ｓｉが受領され
る（ステンブ１８）。次に乱数ｒｉが発生される（ステ
ップ１９）。とらに受領された秘密情報Ｓｉ、発生され
た秘密情報（乱数）ｒｉおよびステップｌ３において原
始元となるαに基づいて、公開情報Ｕｉ， Ｖが ＵＨ ＝ ａ ”’ ｍｏｄ ｎ Ｖ・＝Ｓｉ−ａ””Ｄｉ）”ｍｏｄｎ １ で生成される（ステップ２０）。
’， ｎ，α， ＩＤｉおよび秘密情報Ｓｉが受領され
る（ステンブ１８）。次に乱数ｒｉが発生される（ステ
ップ１９）。とらに受領された秘密情報Ｓｉ、発生され
た秘密情報（乱数）ｒｉおよびステップｌ３において原
始元となるαに基づいて、公開情報Ｕｉ， Ｖが ＵＨ ＝ ａ ”’ ｍｏｄ ｎ Ｖ・＝Ｓｉ−ａ””Ｄｉ）”ｍｏｄｎ １ で生成される（ステップ２０）。
第１図および第３図を参照すると、生成された公開情報
Ｕｉ， Ｖｉは共用ファイル１０５に格納される。次に
受取られた秘密情報Ｓｉが秘密情報保持手段１０第２に
格納され、関数ｆ、定数ｎ，αおよびｔが定数保持手段
１０２１に格納されるとともにＩＤｉが識別情報保持手
段ｌ０１５に格納される（ステップ２２）。
Ｕｉ， Ｖｉは共用ファイル１０５に格納される。次に
受取られた秘密情報Ｓｉが秘密情報保持手段１０第２に
格納され、関数ｆ、定数ｎ，αおよびｔが定数保持手段
１０２１に格納されるとともにＩＤｉが識別情報保持手
段ｌ０１５に格納される（ステップ２２）。
なお、ステップ１１〜１５およひ２３ − ２４鍵配送
センター００が受け持つ。
センター００が受け持つ。
次に共用ファイル１０５に格納された公開情報は各通信
者がアクセスする第２の実施例について以下第４図を参
照して詳細に説明する。
者がアクセスする第２の実施例について以下第４図を参
照して詳細に説明する。
第２の実施例では、送信者Ａが共用ファイル１０５をア
クセスするものといる。なお、鍵配送もセンタ１００は
、第３図に示されるように、変換方式や共通パラメータ
を設定し、個人の秘密情報ＳＡを配布しているものとす
る。システム１０１は乱数発生手段１０１１から乱数ｒ
を発生するとともにＡの秘密情報保持手段１０第２から
秘密情報ｓＡを読出し、定数、保持手段１０１３から定
数ｎ，ｔおよびαを読出す。次に、鍵配送用コードＺＡ
， ＷＡ生成手段１０１４はＺＡ＝ａ”’（ｍｏｄ ｎ
） ＷＡ ＝ ＳＡ−ａｒ”ｚＡ・ｌＤＡ）（ｍｏｄ ｎ）
に従い、中間暗号鍵としてのコードＺＡ，ｗＡを生成す
る。生成手段１０１４で生成されたコードｚＡ，ＷＡお
よびＡの識別情報ＩＤＡは、送信手段１００７で線１０
４に送出される。サブシステム１０２の受信手段１０３
０は線１０４を介して与えられるコードおよびＡの識別
情報ＩＯＡを受信する。受信手段１０３０からの識別情
報ＩＤＡおよびコードＺＡ，ＷＡ，定数保持手段１０２
１からの関数淀数ｔおよびｎ，を用いて検証手段１０２
４はｗＡｔ／Ｚ，，５ＺＡ− ＩＤＡ）がＩＤＡ（ｍｏ
ｄ ｎ）と等しいか否かを検証する。
クセスするものといる。なお、鍵配送もセンタ１００は
、第３図に示されるように、変換方式や共通パラメータ
を設定し、個人の秘密情報ＳＡを配布しているものとす
る。システム１０１は乱数発生手段１０１１から乱数ｒ
を発生するとともにＡの秘密情報保持手段１０第２から
秘密情報ｓＡを読出し、定数、保持手段１０１３から定
数ｎ，ｔおよびαを読出す。次に、鍵配送用コードＺＡ
， ＷＡ生成手段１０１４はＺＡ＝ａ”’（ｍｏｄ ｎ
） ＷＡ ＝ ＳＡ−ａｒ”ｚＡ・ｌＤＡ）（ｍｏｄ ｎ）
に従い、中間暗号鍵としてのコードＺＡ，ｗＡを生成す
る。生成手段１０１４で生成されたコードｚＡ，ＷＡお
よびＡの識別情報ＩＤＡは、送信手段１００７で線１０
４に送出される。サブシステム１０２の受信手段１０３
０は線１０４を介して与えられるコードおよびＡの識別
情報ＩＯＡを受信する。受信手段１０３０からの識別情
報ＩＤＡおよびコードＺＡ，ＷＡ，定数保持手段１０２
１からの関数淀数ｔおよびｎ，を用いて検証手段１０２
４はｗＡｔ／Ｚ，，５ＺＡ− ＩＤＡ）がＩＤＡ（ｍｏ
ｄ ｎ）と等しいか否かを検証する。
もし検証手段１０２４により等しいと判定されたときに
は、ＯＫ信号を生成手段１０２３に送出する。
は、ＯＫ信号を生成手段１０２３に送出する。
このＯＫ信号に応答して、暗号鍵生成手段１０２３は、
保持手段１０２８からの秘密情報和を用いて、 ＫＢ ＝ ＺＡ” （ｍｏｄ ｎ） に従い暗号鍵ＫＢを生成する。このとき、ＫＢ＝ａ’゜
１゜ｒＢ（ｍｏｄｎ）となる。
保持手段１０２８からの秘密情報和を用いて、 ＫＢ ＝ ＺＡ” （ｍｏｄ ｎ） に従い暗号鍵ＫＢを生成する。このとき、ＫＢ＝ａ’゜
１゜ｒＢ（ｍｏｄｎ）となる。
なお、本発明は第２のサブシステム１０２から第２の鍵
配送用情報を送信者Ａのサブシステム１０１に送る必要
はない。これは共用ファイル１０５に受信者Ｂの公開情
報が格納され、サブシステム１０１自身がこの公開情報
を読出すことができるためである。
配送用情報を送信者Ａのサブシステム１０１に送る必要
はない。これは共用ファイル１０５に受信者Ｂの公開情
報が格納され、サブシステム１０１自身がこの公開情報
を読出すことができるためである。
すなわち、サブシステム１０１は入力手段１０１７で外
部から与えられる受信者の識別情報ＩＤＢを入力すると
ともに、この情報ＩＤＢに応じて共用ファイル１０５か
らＢの公開情報が読みだし手段１０１８により読出され
る。
部から与えられる受信者の識別情報ＩＤＢを入力すると
ともに、この情報ＩＤＢに応じて共用ファイル１０５か
らＢの公開情報が読みだし手段１０１８により読出され
る。
次に検証手段１０１０は
ｙＢｔ７ＵＢｆＴＵｎ，ＩＤｓ）がＩＤＢ（ｍｏｄ ｎ
）に等しいか否かを検証する。
）に等しいか否かを検証する。
この手段１０１０での検証で等しいと判定されたときＯ
Ｋ信号が生成手段１０１９に送出される。
Ｋ信号が生成手段１０１９に送出される。
暗号鍵生成手段１０１９は読出手段１０１８から与えら
れる公開情報ＵＢを用いて ＫＡ＝ＵＢｒ（ｍｏｄ ｎ） に従い、暗号鍵ＫＡを生成する。
れる公開情報ＵＢを用いて ＫＡ＝ＵＢｒ（ｍｏｄ ｎ） に従い、暗号鍵ＫＡを生成する。
Ｕ ＝ ａ”ｒＢｍｏｄｎであるからＫＡ ＝ａｔ’ｒ
゜”ｒｍｏｄｎとなＢ る。従って、サブシステム１０１の暗号鍵ＫＡ生成手段
１０ｌ９で生成された暗号鍵ＫＡとサブシステム１０２
の暗号鍵ＫＢ生成手段１０２３で生成された暗号鍵ＫＢ
とは同一になるため、鍵配送が実現できる。
゜”ｒｍｏｄｎとなＢ る。従って、サブシステム１０１の暗号鍵ＫＡ生成手段
１０ｌ９で生成された暗号鍵ＫＡとサブシステム１０２
の暗号鍵ＫＢ生成手段１０２３で生成された暗号鍵ＫＢ
とは同一になるため、鍵配送が実現できる。
公開情報Ｕｉ， Ｖｉあるいは鍵生成用情報Ｚｉ， Ｗ
ｉを改ざんして通信者ｉになりすますためにはＸ” ｌ
Ｄ”−ＩＤｉ＝ Ｙｔｎｏｄ ｎを満たすようなＸとＹ
をみつければよいが、このことが結託を許しても困難で
あることが例えばアイ・イー・イー・イージャーナルオ
ンセレクテドエリアスインコミュニケーション（ＩＥＥ
Ｅ Ｊｏｕｒｎａｌ ｏｎ ＳｅｌｅｃｔｅｄＡｒｅａ
ｓ ｉｎ Ｃｏｒｎｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ ） ７巻２
号２９０頁〜２９４頁に述べられているよまた同文献で
は上記のＵｉ，Ｖｉを公開したり、Ｚｉ， Ｗｉを盗＠
されても秘密情報であるｓｉｔ ｒｆやｒが露呈しない
ことも述べている。
ｉを改ざんして通信者ｉになりすますためにはＸ” ｌ
Ｄ”−ＩＤｉ＝ Ｙｔｎｏｄ ｎを満たすようなＸとＹ
をみつければよいが、このことが結託を許しても困難で
あることが例えばアイ・イー・イー・イージャーナルオ
ンセレクテドエリアスインコミュニケーション（ＩＥＥ
Ｅ Ｊｏｕｒｎａｌ ｏｎ ＳｅｌｅｃｔｅｄＡｒｅａ
ｓ ｉｎ Ｃｏｒｎｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ ） ７巻２
号２９０頁〜２９４頁に述べられているよまた同文献で
は上記のＵｉ，Ｖｉを公開したり、Ｚｉ， Ｗｉを盗＠
されても秘密情報であるｓｉｔ ｒｆやｒが露呈しない
ことも述べている。
次に第１のサブシステム１０１および第２のサブシステ
ム１０２の両方が共用ファイル１０５をアクセスする第
３の実施例について第５図を参照して詳細に説明する。
ム１０２の両方が共用ファイル１０５をアクセスする第
３の実施例について第５図を参照して詳細に説明する。
第３の実施例では、送信者ＡおよびＢが共用ファイル１
０５をアクセスするものとする。なお鍵配送センタ１０
０は、第１図に示されるように、変換方式や共通パラメ
ータを設定しているものとする。第５図を参照すると受
信者Ｂの識別情報が入力手段１ｏ１７から入力される。
０５をアクセスするものとする。なお鍵配送センタ１０
０は、第１図に示されるように、変換方式や共通パラメ
ータを設定しているものとする。第５図を参照すると受
信者Ｂの識別情報が入力手段１ｏ１７から入力される。
この入力に応答して共用ファイル読出手段１０１８は共
用ファイル１０４のＩＤＢで示される位置からＢの公開
情報ｘＢを読出す。暗号鍵生成手段１０１９は、Ａの秘
密情報保持手段１０第２からの秘密情ＩＩｌｒＡおよび
保持手段１００９からの定数ｎ，ｔを用いてＫＡ ＝
（ＸＢｔ−ＩＤＢ）ｒＡ ｍｏｄ ｎに従い暗号鍵ＫＡ
を生成する。この時 ＸＢｔ＝ＳＢｔ・ａ’ｓ゜ｔ＝（ＩＤＤ）−’・ａｒａ
”（ｍｏｄ ｎ）であるからＫＡ ： ＱｒＢ””Ａ
ｍｏｄ ｎである。
用ファイル１０４のＩＤＢで示される位置からＢの公開
情報ｘＢを読出す。暗号鍵生成手段１０１９は、Ａの秘
密情報保持手段１０第２からの秘密情ＩＩｌｒＡおよび
保持手段１００９からの定数ｎ，ｔを用いてＫＡ ＝
（ＸＢｔ−ＩＤＢ）ｒＡ ｍｏｄ ｎに従い暗号鍵ＫＡ
を生成する。この時 ＸＢｔ＝ＳＢｔ・ａ’ｓ゜ｔ＝（ＩＤＤ）−’・ａｒａ
”（ｍｏｄ ｎ）であるからＫＡ ： ＱｒＢ””Ａ
ｍｏｄ ｎである。
Ａの識別情報ｌＤＡ保持手段ｌ０１５からの情報ＩＤＡ
は送信手段１００８および線１０４′を介してサブシス
テム１０２の受信手段１０３ｌに与えられる。この手段
１０３１から与えられる情報ＩＤＡは読出手段１０２お
よび線１０７を介して共用ファイルに与えれる。共用フ
ァイル１０５はこの■ＤＡで示される位置から公開情報
ＸＡを出力し、読出手段１０２４でＩＤＡをともない暗
号鍵ＫＢ生成手段１０２３に公開情報ＸＡおよびＩＤＡ
を与える。暗号鍵ＫＢ生成手段１０２３は、これら情報
ＸＡ，ＩＤＡ１７）他、定数保持手段１０２１の定数ｎ
，ｔおよびＢの秘密情報保持手段１０２５からの情報和
を用いて ＫＢ ＝ （ＸＡｔ−ＩＤＡ）ｒＢ ｍｏｄ ｎに従い
暗号鍵ＫＢを生成する。従って、サブシステム１０１の
暗号鍵生成手段１０１９で生成された暗号鍵ＫＡとサブ
システム１０２の暗号鍵生成手段１０２３で生成された
暗号鍵ＫＢとは ＫＡ＝ＱｒＢ Ａ ｍｏｄ ｎ ＝ＫＢとなり同一で
あるため、鍵配送が実現できる。このように発信者Ａ及
び発信者Ｂが共に共用ファイル１０５をアクセスするこ
とにより、サブシステム１０１で鍵配送用コードを作戒
・送信することなく暗号文に自分の識別情報ＩＤＡを添
付・するだけで鍵配送が実現できる。
は送信手段１００８および線１０４′を介してサブシス
テム１０２の受信手段１０３ｌに与えられる。この手段
１０３１から与えられる情報ＩＤＡは読出手段１０２お
よび線１０７を介して共用ファイルに与えれる。共用フ
ァイル１０５はこの■ＤＡで示される位置から公開情報
ＸＡを出力し、読出手段１０２４でＩＤＡをともない暗
号鍵ＫＢ生成手段１０２３に公開情報ＸＡおよびＩＤＡ
を与える。暗号鍵ＫＢ生成手段１０２３は、これら情報
ＸＡ，ＩＤＡ１７）他、定数保持手段１０２１の定数ｎ
，ｔおよびＢの秘密情報保持手段１０２５からの情報和
を用いて ＫＢ ＝ （ＸＡｔ−ＩＤＡ）ｒＢ ｍｏｄ ｎに従い
暗号鍵ＫＢを生成する。従って、サブシステム１０１の
暗号鍵生成手段１０１９で生成された暗号鍵ＫＡとサブ
システム１０２の暗号鍵生成手段１０２３で生成された
暗号鍵ＫＢとは ＫＡ＝ＱｒＢ Ａ ｍｏｄ ｎ ＝ＫＢとなり同一で
あるため、鍵配送が実現できる。このように発信者Ａ及
び発信者Ｂが共に共用ファイル１０５をアクセスするこ
とにより、サブシステム１０１で鍵配送用コードを作戒
・送信することなく暗号文に自分の識別情報ＩＤＡを添
付・するだけで鍵配送が実現できる。
次に第１のサブシステム１０１および第２のサブシステ
ム１０２の両方が共用ファイル１０５をアクセスする第
４の実施例について第６図を参照して詳細に説明する。
ム１０２の両方が共用ファイル１０５をアクセスする第
４の実施例について第６図を参照して詳細に説明する。
第４の実施例では、送信者ＡおよびＢが共用ファイル１
０５をアクセスするものとする。なお鍵配送センタ１０
０は、第１図に示されるように、変換方式や共通パラメ
ータを設定しているものとする。第６図を参照すると受
信者Ｂの識別情報が入力手段１０１７から入力される。
０５をアクセスするものとする。なお鍵配送センタ１０
０は、第１図に示されるように、変換方式や共通パラメ
ータを設定しているものとする。第６図を参照すると受
信者Ｂの識別情報が入力手段１０１７から入力される。
この入力に応答して共用ファイル読出手段１０１８は共
用ファイル１０５のＩＤＢで示される位置からＢの公開
情報ＵＢ，ｖＢを読出す。検証手段１０１０は ｙＢｔ／ＵＢｆＴＵＢ，ＩＤＢ）がＩＤＢ （ｍｏｄ
ｎ）に等しいか否かを検証する。
用ファイル１０５のＩＤＢで示される位置からＢの公開
情報ＵＢ，ｖＢを読出す。検証手段１０１０は ｙＢｔ／ＵＢｆＴＵＢ，ＩＤＢ）がＩＤＢ （ｍｏｄ
ｎ）に等しいか否かを検証する。
等しいと検証されたときは、ＯＫ信号を暗号鍵生成手段
１０１９に与えられる。暗号鍵生成手段ｌ０１９は、Ａ
の秘密情報保持手段１０第２からの秘密情報ｒＡおよび
保持手段１００９からの定数ｎを用いてＫＡ＝ＵＢ’Ａ
ｍｏｄｎ に従い暗号鍵ＫＡを生成する。
１０１９に与えられる。暗号鍵生成手段ｌ０１９は、Ａ
の秘密情報保持手段１０第２からの秘密情報ｒＡおよび
保持手段１００９からの定数ｎを用いてＫＡ＝ＵＢ’Ａ
ｍｏｄｎ に従い暗号鍵ＫＡを生成する。
この時ＵＢ＝ａｒＢ”（ｍｏｄ ｎ）
であるから、ＫＡ ＝ Ｑ’Ｂ””Ａ ｍｏｄ ｎであ
る。
る。
Ａの識別情報ＩＤＡ保持手段１０１５からの情報ＩＤＡ
は送信手段１００８および線１０４′を介してサブシス
テム１０２の受信手段１０３１に与えられる。この手段
１０３１から与えられる情報ＩＤＡは読出手段１０２４
および線１０７を介して共用ファイルに与えられる。共
用ファイル１０５はこのＩＤＡで示される位置から公開
情報ＵＡｔ ＶＡを出力し、読出手段１０２４でＩＤＡ
をともない検証生成手段１０２４に公開情報ＵＡ，■Ａ
およびＩＤＡを与える。
は送信手段１００８および線１０４′を介してサブシス
テム１０２の受信手段１０３１に与えられる。この手段
１０３１から与えられる情報ＩＤＡは読出手段１０２４
および線１０７を介して共用ファイルに与えられる。共
用ファイル１０５はこのＩＤＡで示される位置から公開
情報ＵＡｔ ＶＡを出力し、読出手段１０２４でＩＤＡ
をともない検証生成手段１０２４に公開情報ＵＡ，■Ａ
およびＩＤＡを与える。
検証手段１０４０は
ｙ ｔ７ＵｆｌＵ＾，ＩＤ＾）がＩＤＡ ｍｏｄ ｎに
等しいか否かを検証ＡＡ する。
等しいか否かを検証ＡＡ する。
等しいと検証されたときには、ＯＫ信号を暗号鍵生成手
段１０４１に与えられる。暗号鍵ＫＢ生成手段１０４１
は、これら情報ＵＡ保持手段１０２１の定数ｎ、および
Ｂの秘密情報保持手段１０２５からの情報和を用いて ｝ＣＢ＝ｔＪＡ” ｍｏｄ ｎ に従い暗号鍵ＫＢを生成する。従ってサブシステム１０
ｌの暗号鍵生成手段１０１９で生成された暗号鍵ＫＡと
サブシステム１０２の暗号鍵生成手段１０２３で生成さ
れた暗号鍵ＫＢとは ＫＡ：Ｑ’Ｂ Ａ ｍｏｄ ｎ ＝ＫＢとなり同一で
あるため、鍵配送が実現できる。
段１０４１に与えられる。暗号鍵ＫＢ生成手段１０４１
は、これら情報ＵＡ保持手段１０２１の定数ｎ、および
Ｂの秘密情報保持手段１０２５からの情報和を用いて ｝ＣＢ＝ｔＪＡ” ｍｏｄ ｎ に従い暗号鍵ＫＢを生成する。従ってサブシステム１０
ｌの暗号鍵生成手段１０１９で生成された暗号鍵ＫＡと
サブシステム１０２の暗号鍵生成手段１０２３で生成さ
れた暗号鍵ＫＢとは ＫＡ：Ｑ’Ｂ Ａ ｍｏｄ ｎ ＝ＫＢとなり同一で
あるため、鍵配送が実現できる。
次に本発明の第５の実施例について第７図および第８図
を参照して詳細に説明する。
を参照して詳細に説明する。
まず、鍵配送センタ１００は、第１図に示されるように
、変換式、共通パラメータおよび秘密情報ｓＡを設定し
ているものとする。
、変換式、共通パラメータおよび秘密情報ｓＡを設定し
ているものとする。
第１図に示される準備のあと、第５の実施例の準備は以
下のようにして行なわれる。
下のようにして行なわれる。
第７図を参照すると、送信者Ａにとって通信頻度の高い
受信者Ｂの識別情報が入力手段１０１７から入力される
。この入力に応答して共用ファイル読出手段１０１８は
共用ファイル１０５のＩＤＢで示される位置からＢの公
開情報ｘＢを読出す。ｘ′Ｂ生成手段１０３２は、入力
手段からのＩＤＢ、読出手段１０１８からＸｎおよび保
持手段１００９からのｎ，ｔを用いてＸ’Ｂ＝ＸＢ ４
ＤＢ ｍｏｄ ｎ に従い公開情報ｘＢを使いやすい形式に変換し、変換さ
れた公開情報Ｘ１Ｂを個人ファイル１４０のＩＤＢアド
レスに格納する。
受信者Ｂの識別情報が入力手段１０１７から入力される
。この入力に応答して共用ファイル読出手段１０１８は
共用ファイル１０５のＩＤＢで示される位置からＢの公
開情報ｘＢを読出す。ｘ′Ｂ生成手段１０３２は、入力
手段からのＩＤＢ、読出手段１０１８からＸｎおよび保
持手段１００９からのｎ，ｔを用いてＸ’Ｂ＝ＸＢ ４
ＤＢ ｍｏｄ ｎ に従い公開情報ｘＢを使いやすい形式に変換し、変換さ
れた公開情報Ｘ１Ｂを個人ファイル１４０のＩＤＢアド
レスに格納する。
次に第５の実施例について第８図を参照して詳細に説明
する。第８図を参照すると、受信者識別情報人力手段１
０１７は受信者識別情報ＩＤＢを入力する。次に判定手
段１０３３は、個人ファイル１４０に変換された公開情
報Ｘ′Ｂが格納されているか否かを判定する。
する。第８図を参照すると、受信者識別情報人力手段１
０１７は受信者識別情報ＩＤＢを入力する。次に判定手
段１０３３は、個人ファイル１４０に変換された公開情
報Ｘ′Ｂが格納されているか否かを判定する。
格納されているとの判定に応答して、個人ファイル読出
手段１０３４はＩＤＢを与え個人ファイル１４０から変
換された公開情報ｘ′Ｂを読出す。暗号鍵生成手段１０
３５は、乱数発生手段１０１１からの乱数ｒを用いＫＡ
＝ （Ｘ’Ｂ）ｒｒｎｏｄ ｎ に従い暗号鍵を生成する。判定手段１０３３で個人ファ
イル１４０に変換された公開情報Ｘ′Ｂがないと判定さ
れると、サブシステム１０１は、外部から与えられる受
信者Ｂの識別情報ＩＤＢを入力手段１０１７で得るとと
もに、共用ファイル読出手段１０１８で共用ファイル１
０５から受信者Ｂの公開情報ｘＢを得る。また、乱数発
生手段１０１１は乱数ｒを発生する。暗号鍵生成手段１
０１９は、読出手段１０１８からの公開情報ｘＢおよび
識別情報ＩＤＢ，発生手段１０１ｌからの乱数ｒ，およ
び保持手段１０１３からの定数ｎ，ｔを用いてＫＡ＝
（ＸＢｔ−ＩＤＢ）’ ｒｎｏｄ ｎに従い、暗号鍵Ｋ
Ａを生成する。生成手段１０３５で生成された信号鍵も
生成手段１０１９で生成された暗号鍵もＫＡ ＝＝ ａ
’Ｂ”” ｍｏｄ ｎとなる。鍵配送用コードＹＡ生成
手段１０１４はＡの秘密情報保持手段１０第２から秘密
情報ｓＡを読出し、定数、保持手段１０１３から定数ｎ
，αおよびｔを読出した後、前記乱数発生手段ｌ０１１
からの前記乱数ｒを用い ＹＡ＝ ＳＡ・ａ’ （ｍｏｄ ｎ） に従い、中間信号鍵としてのコードＹＡを生成する。生
成手段１０１４で生成されたコードＹＡおよびＡの識別
情報ＩＤＡは、送信手段１０１６で線１０４に送出され
る。サブシステム１０２のコードＹＡ受信手段１０２２
は線１０４を介して与えられるコードＹＡおよびＡの識
別情報ＩＤＡを受信する。受信手段１０２２からの識別
情報ＩＤＡおよびコードＹＡ１実数保持手段１０２から
の定数ｔおよびｎ、および受信者Ｂの秘密情報保持手段
１０２８からの秘密情報ｒＢを用いて、生成手段１０２
３はＫＢ（ｙＡｔ・ＩＤＡ）ｒＢ （ｍｏｄ ｎ）に従
い信号鍵ＫＢを生成する。このとき、ＫＢ＝ａｒＢ””
（ｍｏｄ ｎ）である。従って、サブシステム１０１の
暗号鍵ＫＡ生成手段１０１９および１０３５で生成され
た暗号鍵ＫＡと、サブシステム１０２の暗号鍵ＫＢ生成
手段１０２３で生成された暗号鍵ＫＢとは同一になるた
め、鍵配送が実現できる。
手段１０３４はＩＤＢを与え個人ファイル１４０から変
換された公開情報ｘ′Ｂを読出す。暗号鍵生成手段１０
３５は、乱数発生手段１０１１からの乱数ｒを用いＫＡ
＝ （Ｘ’Ｂ）ｒｒｎｏｄ ｎ に従い暗号鍵を生成する。判定手段１０３３で個人ファ
イル１４０に変換された公開情報Ｘ′Ｂがないと判定さ
れると、サブシステム１０１は、外部から与えられる受
信者Ｂの識別情報ＩＤＢを入力手段１０１７で得るとと
もに、共用ファイル読出手段１０１８で共用ファイル１
０５から受信者Ｂの公開情報ｘＢを得る。また、乱数発
生手段１０１１は乱数ｒを発生する。暗号鍵生成手段１
０１９は、読出手段１０１８からの公開情報ｘＢおよび
識別情報ＩＤＢ，発生手段１０１ｌからの乱数ｒ，およ
び保持手段１０１３からの定数ｎ，ｔを用いてＫＡ＝
（ＸＢｔ−ＩＤＢ）’ ｒｎｏｄ ｎに従い、暗号鍵Ｋ
Ａを生成する。生成手段１０３５で生成された信号鍵も
生成手段１０１９で生成された暗号鍵もＫＡ ＝＝ ａ
’Ｂ”” ｍｏｄ ｎとなる。鍵配送用コードＹＡ生成
手段１０１４はＡの秘密情報保持手段１０第２から秘密
情報ｓＡを読出し、定数、保持手段１０１３から定数ｎ
，αおよびｔを読出した後、前記乱数発生手段ｌ０１１
からの前記乱数ｒを用い ＹＡ＝ ＳＡ・ａ’ （ｍｏｄ ｎ） に従い、中間信号鍵としてのコードＹＡを生成する。生
成手段１０１４で生成されたコードＹＡおよびＡの識別
情報ＩＤＡは、送信手段１０１６で線１０４に送出され
る。サブシステム１０２のコードＹＡ受信手段１０２２
は線１０４を介して与えられるコードＹＡおよびＡの識
別情報ＩＤＡを受信する。受信手段１０２２からの識別
情報ＩＤＡおよびコードＹＡ１実数保持手段１０２から
の定数ｔおよびｎ、および受信者Ｂの秘密情報保持手段
１０２８からの秘密情報ｒＢを用いて、生成手段１０２
３はＫＢ（ｙＡｔ・ＩＤＡ）ｒＢ （ｍｏｄ ｎ）に従
い信号鍵ＫＢを生成する。このとき、ＫＢ＝ａｒＢ””
（ｍｏｄ ｎ）である。従って、サブシステム１０１の
暗号鍵ＫＡ生成手段１０１９および１０３５で生成され
た暗号鍵ＫＡと、サブシステム１０２の暗号鍵ＫＢ生成
手段１０２３で生成された暗号鍵ＫＢとは同一になるた
め、鍵配送が実現できる。
次に本発明の第６の実施例について第９図、第１０図を
参照して詳細に説明する。
参照して詳細に説明する。
まず、鍵配送センタ１００は、第１図に示されるように
、変換方式や共通パラメータおよび秘密情報ＳＡを設定
しているものとする。
、変換方式や共通パラメータおよび秘密情報ＳＡを設定
しているものとする。
第６の実施例の準備は以下の通りである。
第９図を参照すると送信者Ａにとって通信頻度の高い受
信者Ｂの識別情報が入力手段１０１７から入力される。
信者Ｂの識別情報が入力手段１０１７から入力される。
この入力に応答して、共用ファイル読出手段１０１８は
共用ファイル１０５のＩＤＥで示される位置からＢの公
開情報ｕＢ，ｖＢを読出す。検証手段１０１０はＶＢｔ
／ＵＢ”ＵＢｊＩＤＢ）がＩＤＢ（ｍｏｄ ｎ）に等し
いか否かを検証する。この手段１０１０で等しいと検証
されたときは、手段１０１０は、公開情報ＵＢを個人フ
ァイル１４０のＩＤＢアドレスに格納する。次に第６の
実施例について第１０図を参照して詳細に説明する。
共用ファイル１０５のＩＤＥで示される位置からＢの公
開情報ｕＢ，ｖＢを読出す。検証手段１０１０はＶＢｔ
／ＵＢ”ＵＢｊＩＤＢ）がＩＤＢ（ｍｏｄ ｎ）に等し
いか否かを検証する。この手段１０１０で等しいと検証
されたときは、手段１０１０は、公開情報ＵＢを個人フ
ァイル１４０のＩＤＢアドレスに格納する。次に第６の
実施例について第１０図を参照して詳細に説明する。
第１０図を参照すると、受信者識別情報人力手段１０１
７は受信者識別情報ＩＤＢを入力する。次に判定手段１
０３３は、個人ファイル１４０に公開情報ＵＢが格納さ
れているか否かを判定する。格納されているとの判定に
応答して、個人ファイル読出手段１０３４はＩＤＢを与
え個人ファイル１４０から変換された公開情報ＵＢを読
出す。この判定手段１０３３で格納されていないと判定
されたとき、共用ファイル読出手段１０１８は共用ファ
イル１０５のＩＤＢで示される位置からＢの公開情報Ｕ
Ｂ，ＶＢを読出す。検証手段１０１０は■Ｂｔ／ＵＢＲ
ＵＢＩＩＤＢ》がＩＤＢ（ｍｏｄ ｎ）に等しいか否か
を検証する。等しいと検証されたときは、ＯＫ信号を暗
号鍵生成手段１０４９に与えられる。暗号鍵生成手段１
０３５は、乱数発生手段１０１１からの乱散ｒを用いＫ
Ａ”（ＵＢ）’ ｒｎｏｄ ｎ に従い暗号鍵を生成する。鍵配送用コードｚＡ，ＷＡ生
成手段１０１４は、乱数発生手段１０１１からの乱数ｒ
、保持手段１０第２からの秘密情報ｓＡ、保持手段１０
１３からの関数５、定数ｎ，ｔおよびαを用いて、ＺＡ
＝＝ａ”’（ｍｏｄｎ） ＷＡ＝ＳＡ．ａ”ｆ（ｚＡ’ ＩＤＡ’ （ｍｏｄ ｎ
）に従い鍵配送用コードＺＡ， ＷＡを生成する。この
生成手段１０１４で生成されたコードＺＡ， ＷＡおよ
び保持手段１０１５からの識別情報ＩＤＡは送信手段１
０１６で送信される。線１０４を介して送信された情報
ＩＤＡおよびコードｚＡ，ＷＡは第２のサブシステム１
０の受信手段１０３０で受信されるともに検証手段１０
２４に与えられる。
７は受信者識別情報ＩＤＢを入力する。次に判定手段１
０３３は、個人ファイル１４０に公開情報ＵＢが格納さ
れているか否かを判定する。格納されているとの判定に
応答して、個人ファイル読出手段１０３４はＩＤＢを与
え個人ファイル１４０から変換された公開情報ＵＢを読
出す。この判定手段１０３３で格納されていないと判定
されたとき、共用ファイル読出手段１０１８は共用ファ
イル１０５のＩＤＢで示される位置からＢの公開情報Ｕ
Ｂ，ＶＢを読出す。検証手段１０１０は■Ｂｔ／ＵＢＲ
ＵＢＩＩＤＢ》がＩＤＢ（ｍｏｄ ｎ）に等しいか否か
を検証する。等しいと検証されたときは、ＯＫ信号を暗
号鍵生成手段１０４９に与えられる。暗号鍵生成手段１
０３５は、乱数発生手段１０１１からの乱散ｒを用いＫ
Ａ”（ＵＢ）’ ｒｎｏｄ ｎ に従い暗号鍵を生成する。鍵配送用コードｚＡ，ＷＡ生
成手段１０１４は、乱数発生手段１０１１からの乱数ｒ
、保持手段１０第２からの秘密情報ｓＡ、保持手段１０
１３からの関数５、定数ｎ，ｔおよびαを用いて、ＺＡ
＝＝ａ”’（ｍｏｄｎ） ＷＡ＝ＳＡ．ａ”ｆ（ｚＡ’ ＩＤＡ’ （ｍｏｄ ｎ
）に従い鍵配送用コードＺＡ， ＷＡを生成する。この
生成手段１０１４で生成されたコードＺＡ， ＷＡおよ
び保持手段１０１５からの識別情報ＩＤＡは送信手段１
０１６で送信される。線１０４を介して送信された情報
ＩＤＡおよびコードｚＡ，ＷＡは第２のサブシステム１
０の受信手段１０３０で受信されるともに検証手段１０
２４に与えられる。
検証手段１０２４はこれら情報ＩＤＡコードＺＡ， Ｗ
Ａおよび保持手段１０２ｌからの関数ｆ、定数ｎ，ｔを
用いてＷＡＬ／ｚＡｎｚＡ−ＩＤＡ）がＩＤＡ（ｒｎｏ
ｄ ｎ）に等しいが否かを検証する。もし、検証手段１
０２４で等しいと判定されたときは、ＯＫ信号を生成手
段１０２４に送出する。この信号に応答して、暗号鍵生
成手段１０２３は、保持手段１０２８からの和を用いて
、 ＫＢ ＝ ＺＡ’Ｂ （ｍｏｄ ｎ） に従い暗号鍵ＫＢを生成する。二のときＫＢ＝＝αｔ゜
ｒ゜ｒＢ（ｍｏｄ ｎ）となる。なおＫＢ ＝ Ｑ””
ｒＢ （ｒｎｏｄ ｉｈ） ＝ ＫＡとなるため、鍵配
送が可能となる。
Ａおよび保持手段１０２ｌからの関数ｆ、定数ｎ，ｔを
用いてＷＡＬ／ｚＡｎｚＡ−ＩＤＡ）がＩＤＡ（ｒｎｏ
ｄ ｎ）に等しいが否かを検証する。もし、検証手段１
０２４で等しいと判定されたときは、ＯＫ信号を生成手
段１０２４に送出する。この信号に応答して、暗号鍵生
成手段１０２３は、保持手段１０２８からの和を用いて
、 ＫＢ ＝ ＺＡ’Ｂ （ｍｏｄ ｎ） に従い暗号鍵ＫＢを生成する。二のときＫＢ＝＝αｔ゜
ｒ゜ｒＢ（ｍｏｄ ｎ）となる。なおＫＢ ＝ Ｑ””
ｒＢ （ｒｎｏｄ ｉｈ） ＝ ＫＡとなるため、鍵配
送が可能となる。
第５および第６の実施例の特徴は第１のサブシステム１
０１ｇｌｌに個人ファイル１４０を備えたことにある。
０１ｇｌｌに個人ファイル１４０を備えたことにある。
このファイル１０２０には、第１のサブシステム１０１
で使用する通信頻度の高い情報が格納される。また、他
の構或要素は、第１−第４の実施例の構或要素と同一で
ある。第５の実施例は、この個人ファイル１４０を備え
たことにより通信頻度の高い相手に対する鍵生成の際の
計算量を少なくできる。また、第６の実施例では、通信
頻度の高い相手の公開情報の検証手段を省くことができ
る。
で使用する通信頻度の高い情報が格納される。また、他
の構或要素は、第１−第４の実施例の構或要素と同一で
ある。第５の実施例は、この個人ファイル１４０を備え
たことにより通信頻度の高い相手に対する鍵生成の際の
計算量を少なくできる。また、第６の実施例では、通信
頻度の高い相手の公開情報の検証手段を省くことができ
る。
第１−第６の実施例に用いるシステム１０１および１０
２、の一例を第３図を参照して説明する。
２、の一例を第３図を参照して説明する。
第９図を参照すると、このシステムは、通信処理機能を
備えたパーソナルコンピュータ等の端末装置（ＴＭＵ）
３０１と、読出し専用記憶装置（ＲＯＭ）３０２と、ラ
ンダムアクセス記憶装置（ＲＡＭ）３０３と、乱数発生
器（ＲＮＧ）３０４と、シグナルプロセッサ（ＳＰ）３
０６と， ＴＭＵ３０１、ＲＯＭ３０２、ＲＡＭ３０３
、ＲＮＧ３０４およびＳＰ３０６を相互に接続する共通
バス３０５とから構或される。
備えたパーソナルコンピュータ等の端末装置（ＴＭＵ）
３０１と、読出し専用記憶装置（ＲＯＭ）３０２と、ラ
ンダムアクセス記憶装置（ＲＡＭ）３０３と、乱数発生
器（ＲＮＧ）３０４と、シグナルプロセッサ（ＳＰ）３
０６と， ＴＭＵ３０１、ＲＯＭ３０２、ＲＡＭ３０３
、ＲＮＧ３０４およびＳＰ３０６を相互に接続する共通
バス３０５とから構或される。
ＲＮＧ３０４は、例えば、Ｕ． Ｓ． Ｐ， ４，２０
０， ７００に開示されたｋｅｙ ｓｏｕｒｃｅ２５を
使用できる。ＳＰ３０６は、例えば、ＣＹＬＩＮＫ社か
ら販売されているＣＹ１０２４ ＫＥＹＭＡＮＡＧＥＭ
ＥＮＴＰＲＯＣＥＳＳＯＲを使用できる。
０， ７００に開示されたｋｅｙ ｓｏｕｒｃｅ２５を
使用できる。ＳＰ３０６は、例えば、ＣＹＬＩＮＫ社か
ら販売されているＣＹ１０２４ ＫＥＹＭＡＮＡＧＥＭ
ＥＮＴＰＲＯＣＥＳＳＯＲを使用できる。
ＲＮＧ３０４は乱数ｒをＳＰ３０６の指令により発生す
る。ＲＯＭ４０７には定数ｔ，α，ｎと秘密情報ＳＡ（
システム１０１で用いる場合）またはｒＢ（システム１
０２で用いる場合）とを記憶している。ＳＡおよび和は
ＴＭＵからユーザが受信の度にＲＡＭに格納するように
してもよい。ＲＯＭ内に格納されたプログラムに基づい
て、上述の動作を実現する。ＲＡＭ３０３はこれらのス
テップの実行中に計算途中結果等を一時的に記憶するた
めに用いられる。
る。ＲＯＭ４０７には定数ｔ，α，ｎと秘密情報ＳＡ（
システム１０１で用いる場合）またはｒＢ（システム１
０２で用いる場合）とを記憶している。ＳＡおよび和は
ＴＭＵからユーザが受信の度にＲＡＭに格納するように
してもよい。ＲＯＭ内に格納されたプログラムに基づい
て、上述の動作を実現する。ＲＡＭ３０３はこれらのス
テップの実行中に計算途中結果等を一時的に記憶するた
めに用いられる。
また、システム１０１， １０２， ２０１および２０
２のそれぞれは汎用電子計算機等のデータ処理装置やＩ
Ｃカードであってもよい。
２のそれぞれは汎用電子計算機等のデータ処理装置やＩ
Ｃカードであってもよい。
（発明の効果）、
以上詳細に説明したように、本発明を用いれば、結託・
改ざんの恐れのない安全性の高い一方向の鍵配送が実現
できるという効果を生じる。
改ざんの恐れのない安全性の高い一方向の鍵配送が実現
できるという効果を生じる。
第１図は本発明の第１，第３および第５の一実施例の準
備ステップを示す図、第２図は本発明の第１の実施例を
示す図、第３図は本発明の第２，第４および弟６の実施
例の準備ステップを示す図、第４図は本発明の第２の実
施例を示す図、第５図は本発明の第３の実施例を示す図
、第６図は本発明の第４の実施例を示す図、第７図は、
第１図で示された準備の後行なわれる本発明の第５の実
施例の準備を示す図、第８図は、本発明の第５の実施例
を示す図、第９図は第３図で示された準備の後行なわれ
る本発明の第６の実施例を示す図、第１０図は本発明の
第６の実施例を示す図、第１１図は第２図、第４図一第
１０図で示された第１のサブシステムおよび第２のサブ
システム１０２の構或を示す図である。
備ステップを示す図、第２図は本発明の第１の実施例を
示す図、第３図は本発明の第２，第４および弟６の実施
例の準備ステップを示す図、第４図は本発明の第２の実
施例を示す図、第５図は本発明の第３の実施例を示す図
、第６図は本発明の第４の実施例を示す図、第７図は、
第１図で示された準備の後行なわれる本発明の第５の実
施例の準備を示す図、第８図は、本発明の第５の実施例
を示す図、第９図は第３図で示された準備の後行なわれ
る本発明の第６の実施例を示す図、第１０図は本発明の
第６の実施例を示す図、第１１図は第２図、第４図一第
１０図で示された第１のサブシステムおよび第２のサブ
システム１０２の構或を示す図である。
Claims (5)
- （１）第１のサブシステムと第２のサブシステムと間で
暗号通信を行うための暗号鍵を配送する暗号鍵配送方式
において、 受信者識別情報で示された位置に公開情報を格納する共
用ファイルを含むこと、 前記第１のサブシステムは前記共用ファイルから前記公
開情報を読み出す読出手段と、 乱数を発生する乱数発生手段と、 定数、外部から与えられる前記受信者識別情報、前記乱
数発生手段で発生される乱数および前記読出手段で読出
される公開情報に基づいて暗号鍵を生成する第１の暗号
鍵生成手段と、 自サブシステムを利用する通信者の秘密情報を生成し保
持する秘密情報保持手段と、 前記定数、前記乱数および前記秘密保持情報保持手段か
ら与えられる秘密情報とに基づいて鍵配送用コードを生
成する鍵配送用コード生成手段と、 この鍵配送用コード生成手段で生成された鍵配送用コー
ドと通信者の識別情報とを送信する送信手段とを含むこ
と、かつ 前記第２のサブシステムは、 前記第１のサブシステムの送信手段からの鍵配送用コー
ドと識別情報とを受信する受信手段と、定数を保持する
定数保持手段と、 自サブシステムを利用する通信者の秘密情報を保持する
秘密情報保持手段と、 前記受信手段からの鍵配送用コードおよび識別情報、前
記定数保持手段からの定数および前記秘密情報保持手段
からの秘密情報に基づいて前記第１の暗号鍵で生成され
た暗号鍵と等しい暗号鍵を生成する第２の暗号鍵生成手
段とを含むこと を特徴とする暗号鍵配送方式。 - （２）第１のサブシステムと第２のサブシステムとの間
で暗号通信を行うため暗号鍵を配送する暗号鍵配送方式
において、 受信者の識別情報の示す位置に公開情報の示す位置に公
開情報を格納する共用ファイル手段を含むこと、 前記第１のサブシステムは、 前記共用ファイル手段から前記公開情報を読出す第１の
読出手段と、自サブシステムを利用する通信者の秘密情
報を保持する秘密情報保持手段と、定数、外部から与え
られる受信者の識別情報、前記読出手段で読出される公
開情報および前記秘密情報保持手段からの秘密情報に基
づいて暗号鍵を生成する第１の暗号鍵生成手段と、 自サブシステムを利用する通信者の識別情報を送信する
送信手段とを含みこと、かつ、 前記第２のサブシステムは、 前記送信手段から与えられる識別情報を受信する受信手
段と、 前記共用ファイル手段から前記公開情報を読出す第２の
読出手段と、定数を保持する定数保持手段と、 自サブシステムを利用する通信者の秘密情報を保持する
秘密情報保持手段と、 前記定数保持手段からの定数、前記秘密情報保持手段か
らの秘密情報および前記読出手段から与えられる公開情
報および前記受信手段から与えられる前記識別情報に基
づいて前記第１の暗号鍵生成手段で生成された暗号鍵と
等しい暗号鍵を生成する第２の暗号鍵生成手段とを含む
こと を特徴とする鍵配送方式。 - （３）前記第１のサブシステムは、さらに共用ファイル
に格納された情報の一部を格納する個人ファイルを有す
ることを特徴とする請求項１記載の暗号鍵配送方式。 - （４）前記第１のサブシステムは、さらに共用ファイル
から読出される情報を検証する検証手段を有することを
特徴とする請求項１、２あるいは３記載の暗号鍵配送方
式。 - （５）前記第２のサブシステムに、さらに前記第１のサ
ブシステムから受ける、情報を検証する検証手段を有す
ることを特徴とする請求項１あるいは３記載の暗号鍵配
送方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2050939A JP2734726B2 (ja) | 1989-03-03 | 1990-03-02 | 暗号鍵配送方式 |
Applications Claiming Priority (9)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP5235489 | 1989-03-03 | ||
| JP5235289 | 1989-03-03 | ||
| JP5235389 | 1989-03-03 | ||
| JP1-80501 | 1989-03-30 | ||
| JP1-52353 | 1989-03-30 | ||
| JP1-52352 | 1989-03-30 | ||
| JP8050189 | 1989-03-30 | ||
| JP1-52354 | 1989-03-30 | ||
| JP2050939A JP2734726B2 (ja) | 1989-03-03 | 1990-03-02 | 暗号鍵配送方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0316339A true JPH0316339A (ja) | 1991-01-24 |
| JP2734726B2 JP2734726B2 (ja) | 1998-04-02 |
Family
ID=27522913
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2050939A Expired - Fee Related JP2734726B2 (ja) | 1989-03-03 | 1990-03-02 | 暗号鍵配送方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2734726B2 (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH04277951A (ja) * | 1991-03-05 | 1992-10-02 | Nec Corp | 暗号鍵配送方式 |
-
1990
- 1990-03-02 JP JP2050939A patent/JP2734726B2/ja not_active Expired - Fee Related
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH04277951A (ja) * | 1991-03-05 | 1992-10-02 | Nec Corp | 暗号鍵配送方式 |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JP2734726B2 (ja) | 1998-04-02 |
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Legal Events
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