JPH0398347A

JPH0398347A - ネットワーク秘匿通信装置

Info

Publication number: JPH0398347A
Application number: JP1236414A
Authority: JP
Inventors: Toshihiko Yamagami; 俊彦山上; Akihiro Shimizu; 明宏清水
Original assignee: Nippon Telegraph and Telephone Corp
Current assignee: Nippon Telegraph and Telephone Corp
Priority date: 1989-09-11
Filing date: 1989-09-11
Publication date: 1991-04-23

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〕本発明は、ネットワークで結合され、電子的に秘密に情
報を共有するネットワーク秘匿通信装置に利用される。

〔従来の技術〕

従来、銀行カードやクレジットカードなどにおいて認証
には、暗号化されたε忍証情報を記憶し、当該記憶媒体
を読み取り装置に挿入し、当該装置が本人に本人だけが
知る得る秘匿情報を要求し、当該秘匿認証情報を人力さ
せることによって確認するという方法が取られている。

ＩＣカードなどの発達はさらにこの傾向をすすめている
。さらに今後、電子計算機およびネットワークの進歩に
より、多くの社会機能が電子化されることによって、ま
すます、本人であることを電子的に認証してサービスを
提供することが重要になってくる。このような社会的傾
向のため、本人以外の人間が不正にこのようなサービス
を受けないようにすることが必要になっている。

従来の暗号方式においては、さまざまな工夫がなされて
いるが、回線上で盗聴されたり入力時に盗まれたりする
ことによって安全性が脅かされる欠点があった。これら
の欠点を防止するために、さまざまな暗号方式、認証方
式が検討されている。

その例としては、ＤＢＳ暗号方式、〔米国標準、Ｐｕｂ．　４６　（１９
７６）、ＮＢＳ　ｒＤａｔａ　ｔＥｎｃｒｙｐｔｉｏｎ
　ＳｔａｎｄａｒｄＪＦｅｄｅｒａｌＩｎｆｏｒｍａｔ
ｉｏｎ　Ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ　Ｓｔａｎｄａｒｄｓ．
ＩＩ．Ｓ，　Ａ１１ＦＥＡＬ暗号方式〔清水、宮口「高
速暗号化アノレコ゛リズムＦＥＡＬＪ八，Ｓｈｉｍｉｚ
ｕ　＆　Ｓ，Ｍｉｙａｇｕｃｔ＋＋　、ｒＦａｓｔ　Ｄ
ａｔａ　Ｂｎｃｒｉｐｈｅｒｍｅｎｔ　Ａ］ｇｏｌ＋ｔ
ｈｍ　ＦＥＡＬＪＥ［ＩＲＯＣＲＩＰＴ８７，　Ａｐｒ
ｉｌ　（１９８７）ＲＳＡ公開鍵認証方式、［：　Ｃｏ
ｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ　ｏｆＡＣＭ　，　ｖｏｌ，２
１．　Ｎｏ．２．　ＰＰ．１２０−１２６，Ｒ．Ｌ．Ｒ
＋ｖｅｓｔ，Ａ，Ｓｈａｍｉｒ，ａｎｄ　Ｌ，Ａｄｅｍ
ａｎｎ　ｒＡ　ｍｅｔｈｏｄ　ｆｏｒ　Ｏｂｔｉｎｎｉ
ｎｇＤｉｇｉｔａｌ　Ｓｉｇｎａｔｕｒｅｓ　ａｎｄ　
ｕｂｌ＋ｃ−Ｋｅｙ　Ｃｒｙｐｔｏｓｙｓｔｅｍ」など
がある。

しかし、これらの方法はなんらかの方法でキーを共有す
る必要がある。公開キ一方式は暗号キーと復号キーとを
異ならせ、暗号キーのみを公開することによって、お互
いが信用できる手段によって秘密キーを共有しなければ
ｉ！ｉ！証ができないというキーの管理の問題を解決し
たが、この方式といえども、共有しているはずの公開キ
ーを読み出すときに、この公開キーが本当に信頼できる
キー管理者から送られてきたものかどうかいう認証が十
分でなければ、安全なネットワーク秘匿通信装置とはい
えない。

第４図は従来のネットワーク秘匿通信装置の一例を示す
ブロック構或図である。このネットワーク秘匿通信装置
５０では、制御部５７の指示により、送りたい情報を送
受信情報記憶部５３より読み出して変換部５２へ送信す
る。変換部５２は制御部５７の指示により、該当する送
信先の認証情報を認証情報記憶部５１より読み出して送
信すべき情報を変換する。この変換は暗号キーによる暗
号化のような処理によって実現される。認証情報記憶部
５１には利用者をそれぞれ識別する識別情報５１ａと、
対応する個別認証情報５ｌｂとを対にして記憶するテー
プルを有する。例えば、識別情報５１ａは送信相手先の
利用者名であり、個別認証情報５ｌｂは暗号キーが記憶
されている。このような方法で記憶されていれば、識別
情報５１ａごとに異なる個別認証情報５ｌｂを記憶し、
参照することが可能である。

変換部５２は、変換結果を出力部５５へ送出する。

出力部５５はインタフェース部５６へ送り、回線３０を
介して変換結果を送信する。送信された変換結果は、送
信相手先のインタフェース部５６で受信される。

受信側では、インタフェース部５６で受信した変換結果
を人力部５４へ送出する。入力部５４は制御部５７の指
示により、当該受信結果を変換部５２へ送出する。変換
部５２は受信した当該情報を元のメッセージに変換復元
するために、該当する送信先の個別認証情報５ｌｂを認
証情報記憶部５１より読み出して変換する。この際、読
み出される個別認証情報５ｌｂは、最初に送信側が変換
に利羽したものと同一であらかじめ秘密に共有されてい
るものである。

変換後、変換部５２は変換結果を送受信情報記憶部５３
へ送出し、記憶させる。このようにして二つの装置の送
受信情報記憶部５３には同一の情報が記憶される。

〔発明が解決しようとする課題〕

以上説明した従来のネットワーク秘匿通信装置は、用い
ている暗号方式における計算量が大きく、十分な安全性
を保証するためには、大きな計算量が必要である欠点が
あった。これは、最初に共有する情報、つまり暗号キー
の秘匿性に依存しすぎており、通信ごとに非決定的に秘
匿のために必要な情報を生威付加する手段が十分でない
という点からきている。この手段が十分でないため、Ｒ
ＳＡ公開鍵認証方式のような大きな素数の演算など本質
的に困難な計算を持ち込まないと秘匿性が確保できない
欠点があり、高速化を阻んでいる。

また、従来技術では、ＬＡＮのようなすべての情報がア
クセスされるネットワークにおいて、効果的に解読に必
要な情報を更新する手段が十分でなかった。このため、
解読に必要な情報を更新するためには、改めて更新のた
めの情報を交換する必要があり、手順が複雑になるとと
もに、手順間の行き違いによってデータの一貫性が保て
なくなるなどの欠点があった。

すなわち、ネットワーク上において、通信している情報
をすべて公開とした上で、二者間で情報を共有する、ま
たは共有しようとしている事実だけを秘密にする手段が
十分でなかったという欠点があった。

本発明の目的は、前記の欠点を除去することにより、秘
密のキー情報を保持した複数の装置間において、どの装
置とどの装置が情報を共有しようとしているか自身を秘
密にしながら、情報を共有する、安全性が高くかつ高速
処理が可能な手段を有するネットワーク秘匿通信装置を
提供することにある。

〔課題を解決するための手段〕

本発明は、ネットワークに接続され、電子的に秘密に情
報を共有する情報秘匿手段を備えたネットワーク秘匿通
信装置において、前記情報秘匿手段は、各々の通信相手
対応に解読キーを生成するための解読キー生戒情報を記
憶する解読キー生成情報記憶部と、各々の通信相手対応
に、変換キーの特徴を表す変換キ・一特徴情報を記憶す
る変換キー特徴情報記憶部と、通信ごとに通信相手対応
に前記解読キー生成情報を更新する解読キー生戒情報更
新部と、通信ごとに通信相手対応に前記変換キー特徴情
報を更新する変換キー特徴情報更新部と、乱数を発生さ
せる乱数部と、前記乱数を利用して前記変換キー特徴情
報に基づいた変換キーを生底する変換キー生成部と、前
記変換キーと前記解読キー生成情報とから解読キーを生
戊する解読キー生底部と、前記変換キーによって送信す
べき情報を変換し、変換した結果の変換情報を送出する
秘匿変換部と、前記解読キーの送受信を行う解読キー送
受信部と、前記変換情報の送受信を行う変換情報送受信
部とを含むことを特徴とする。

また、本発明は、受信時に、前記変換キー特徴情報によ
って通信相手を認証する変換キー特徴情報認証部を含む
ことができる。

〔作用〕

本発明は、認証に必要な解読キー情報と変換された結果
の変換情報とを同時に送信し、それらによって毎回解読
キーを更新する。この更新にあたっては、固定情報や固
定のアルゴリズムを用いず、毎回乱数を発生させて、解
読キーを更新するために、解読キー自身の他に変換キー
特徴情報を記憶し、この変換キー特徴情報を解読キーに
作用させてから情報の変換に用いる。

従って、変換方法には、毎回の乱数の影響があり、単純
にシーケンスを追っていっても解読することが困難で、
ネットワークデータに対する安全性を高めることができ
る。

また、変換処理は乱数の発生と例えば排他的論理演算と
で可能であり、従来の複雑な置換アルゴリズムに比べて
簡単になり高速処理を行うことができる。

さらに、変換キー特徴情報を用いて通信相手を認証でき
るようにすることにより、より安全性を高めることがで
きる。

９１０〔実施例〕以下、本発明の実施例について図面を参照して説明する
。

第１図は本発明の一実施例を示すブロック構或図および
第２図は本実施例を用いたＬＡＮの一例を示すブロック
構或図である。

第１図によると、本実施例のネットワーク秘匿通信装置
（以下、単に装置という。）１０は、ネットワークとし
ての回線３０に接続され、入力部２１と、出力部２２と
、インタフェース部２３と、制御部２４と、情報秘匿手
段とを備え、本発明の特徴とするところの、前記秘匿手段として、各
々の通信相手対応に解読キーを生成するための解読キー
生戊情報を記憶する解読キー生成情報記憶部１ｌｂと、
各々の通信相手対応に、変換キーの特徴を表す変換キー
特徴情報を記憶する変換キー特徴情報記憶部１１ｃと、
相手識別情報１１ａとを含む秘匿情報記憶部１１と、通
信ごとに通信相手対応に前記解読キー生戒情報を更新す
る解読キー生成情報更新部１２と、通信ごとに通信相手
対応に前記変換キー特徴情報を更新する変換キー特徴情
報更新部１３と、乱数を発生させる乱数部１４と、前記
乱数を利用して前記変換キー特徴情報に基づいた変換キ
ーを生成する変換キー生戊部１５と、前記変換キーと前
記解読キー生戊情報とから解読キーを生戒する解読キー
生戒部１６と、前記変換キーによって送信すべき情報を
変換し、変換した結果の変換情報を送出する変換部１７
と、前記解読キーの送受信を行う解読キー送受信部１８
と、前記変換情報の送受信を行う変換情報送受信部１９
とを備えている。

第２図によると、本実施例の装置１０Ａ、ＩＯＢおよび
ＩＯＣは、それぞれ接続線４１、４２および４３により
Ｌ　Ａ　Ｎ４０に接続され、ネットワークを構或してい
る。そしてこのようなネットワークで、ブロードキャス
トによって秘匿通信を可能とする。

次に、本実施例の動作について第３図を参照して説明す
る。ここで、第３図は本発明の装置が用いる秘匿方式の
処理手順を示す説明図であり、以下の説明を分かりやす
くするために、始めにこの■１１２処理手順の概要を説明する。第３図において、Ｍ１が送
信すべき元情報、ＣＩはその元情報Ｍを第三者が盗聴で
きないように変換する変換キー、Ｘ１は変換されて実際
に送信される変換情報、Ｎｔ　は変換キーＣ１は条件を
規定する変換キー特徴情報、Ｔ１は受信側で受信した変
換情報Ｘ，を解読するために使用される解読キー、およ
びＳｌ　は解読キＴ＋を生成するための解読キー生成情
報である。

解読キー情報Ｓｌと変換キー特徴情報ＮＩとは、送信者
と受信者間では共有し、第三者に対しては秘密にする。

データ変換用の作用関数として、ここでは排他的論理和
を例にとったので、各情報・キーＳＩ％ＴＩＳＭｌおよ
びＸｌはすべて同一ビット長としたが、作用関数を別の
ものにすれば必ずしも同一ビット長でなくてもよい。こ
の作用関数Ｆは、Ｔｉ＝Ｆ（Ｓｔ，Ｃ＋）、Ｃｔ＝Ｆ（
’ｒｔ、Ｓｔ＞の双方を満たすものであれば何でもよい
。例えば全単射写像関数が考えられ、排他的論理和は最
も簡単な例である。解読キー生成情報Ｓｉと変換キ？特
徴情報Ｎ，とは、通信のたびごとに更新する。

更新のための関数は送信者と受信者間で共有するか、初
期値Ｓ。、Ｎｏを有していれば、ＳｔＸＮ＋以降は更新
アルゴリズムの中で更新できる。

本発明の処理手順は、処理手順の（ｍ）〜（ｍ＋６）な
る信号処理アルゴリズムと、（ｍ＋７）〜（ｍ＋１０＞
の更新アルゴリズムとを含んで構或される。

信号処理アルゴリズムは以下の手順となる。ここで、送
信側の装置を装置Ｐ、受信側の装置を装置Ｑとする。

（ｍ）装置Ｐは、Ｎｉビットだけ「１」となるビットパ
ターンなる変換キ一〇．を乱数により生成する。

（ｍ＋１）この変換キ一Ｃｌ　とあらかじめ生成した前
記キー生戒情報Ｓ１とを作用関数Ｆに作用させて、解読
キーＴＩを生成する。

Ｔｉ＝Ｆ（Ｓｉ、Ｃ■）第３図中ではＦを排他的論理和とした。

（ｍ＋２）　　変換キーＣＩにより送信すべき元情報Ｍ
Ｉを変換情報ｘ１に変換する。

１３１４Ｘ　，一Ｆ（ＭＩ，Ｃ＋）（ｍ＋３）この変換情報ｘ１と解読キ一Ｔｉを装置Ｑに
送信する。

装置Ｑでは、この変換情報ｘｌと解読キーＴｔとを受信
して以下の手順で元情報ＩＶＬを復元する。

（ｍ＋５）受信した解読キ一Ｔ．とあらかじめ生戒して
いる解読キー生成情報Ｓｉとにより作用関数Ｆにより変
換キーＣ，を復元する。

ｃｔ＝Ｆ（ＴｔＳＳ＋）（ｍ＋６）この復元した変換キ一０１により受信した変
換情報Ｘ＋を作用関数Ｆにより変換して元情報Ｍ＋を復
元する。

ＩＶＬ−Ｆ　（Ｃｉ、Ｘ、）ここでは、解読用の変換キー０１を直接に送るのではな
く解読キーＴ＋を送るから、たとえ解読キーＴＩ　を盗
聴されても、解読キー生成情報Ｓｌが秘密だから変換キ
一〇，は第三者には解読できず、盗聴されない。また、
変換キーＣ１は以下のように通信のたびに更新されるか
ら、さらに盗聴は困難になる。

解読キー生成情報Ｃｉ　と変換キー特徴情報Ｎ１の更新
手順を以下に示す。

（ｍ＋７）装置Ｐおよび装置Ｑでは一方向性関数ｆによ
りｆ（ＳｔＸＣ＋）＝Ｓｉ．１により新しい解読キー生成情報Ｓ　ｉ＋１　を生成する
。

（ｍ＋８）また、装置Ｐおよび装置Ｑでは別の一方向性
関数ｇにより、ｇ（Ｃ．）一ＮＩ＋１により、新しい変換キー特徴情報Ｎｌ＋１　を生成ずる
。変換キー特徴情報Ｎ１が変われば当然変換十Ｃ＋　も
変わることになる。

なお、第３図において、（０）から（１０）までは第一
段階における処理手順で、これが前述のように（ｍ）か
ら（ｍ＋１０）　　と同様に処理されてゆく。

また、〈７〉　から（１０）まで、ならびに（ｍ＋７）
から（ｍ＋１０）までの四つの動作は、それぞれ順不同
であり、どの順序で実行してもよい。

さらに、送信側の装置Ｐと受信側の装置Ｑとはネットワ
ークを介して情報を送受信する。また、１５１６情報は送信側から受信側への一方向送信でもよい。

次に、第１図の本実施例の装置の動作について説明する
。

このような装置が多数、ＬＡＮや無線装置で結合され、
お互いのデータ送信がすべての装置に対して行われるも
のとする。回線３０はイーサーネットのような既存のＬ
ＡＮであってもよいし、衛星通信の無線伝送路のような
もので実現されていてもよい。ここでは、送信側の装置
を装置Ｐとし、受信側の装置を装置Ｑとする。

まず、あらかじめ秘匿通信を行おうとする装置間で、秘
匿情報記憶部１１における変換キー特徴情報と解読キー
生戊情報を共有する。たとえば装置Ｐと装置Ｑにおいて
秘匿通信をするならば、装置Ｐと装置Ｑだけが知ってい
る変換キー特徴情報ＮＩおよび解読キー生成情報Ｓ．を
、それぞれ装置Ｐおよび装置Ｑの変換キー特徴情報記憶
部１１Ｃおよび解読キー生成情報記憶部１ｌｂに記憶す
る。

ここで、解読キー生戊情報Ｓｌ　は単なる特定のビット
数のビットパターンであればよい。また変換キー特徴情
報Ｎｌ　は、あるビットパターンに対する任意の拘束条
件であればよい。例えば、定められたビット数のうちに
「１」のビットがｍ個ある、というような条件である。

この変換キー特徴情報Ｎｔ　はあるビット数が決められ
たとき、そのビット数を持つビットパターンを、変換キ
ー特徴情報Ｎｌ　に従うものと従わないもとの二つにわ
け、変換キー特徴情報Ｎ１に従うものが複数あるような
ものであれば何でもよい。秘匿通信の目的からいえば、
変換キー特徴情報Ｎｌ　に従うものが十分に大きいもの
がのぞましく、変換キー特徴情報Ｎ１に従うものが２の
６４乗以上であれば計算機上での秘匿について申し分な
いが、用途によってはそれ以下であってもかまわない。

送信側の装置Ｐから受信側の装置Ｑへ情報を秘匿送信す
る場合を説明する。送信側の装置Ｐでは、送信すべき元
情報を送受信情報記憶部２０より読み出して変換部１７
に送出する。次に、送信相手先と共有した変換キー特徴
情報Ｎｌを変換キー特徴情報記憶部１１ｃより読み出し
て、変換キー生成部１５１７１８へ送出する。変換キー生威部１５は、当該変換キー特徴
情報Ｎ＋を受け取り後、当該変換キー特徴情報Ｎ１に基
づき乱数部１４より乱数を読み出し、変換キーＣＩを生
成する。乱数部１４は変換キー生戊部１５から乱数生成
の要求がある度に乱数を生成し、変換キー生成部１５へ
送出する。なお、この乱数は物理的効果による乱数であ
ってもよいし、数式による擬似乱数であってもよい。あ
るいは乱数表を利用してテーブルを順番に検索すること
によって生成してもよい。ネットワーク上に接続された
他装置から読み出し得ないようないかなる情報でも利用
可能である。

例えば、本実施例において１０２４ビットごとに情報を
送信するものとすると、この変換キー特徴情報Ｎ，は１
０２４ビットのビットパターンを生戒できるようないか
なる情報でもよい。例えば、装置Ｐから装置Ｑへの変換
キー特徴情報Ｎ＋　は、あらかじめ１０２４ビットのう
ち２３４ビットが「ｌ」であり、残りの７９０ビットが
「０」であるようなビットパターンというような特徴と
して設定できる。

すると、変換キー生成部１５は乱数部１４から読み出し
た乱数に基づいて秘密に２３４個のビットが「１」とな
り、残りが「０」であるようなビットパターンを生威し
、変換キーＣ，とする。

この変換キーＣＩを生成後、変換キー生成部１５は、変
換キーＣ、を解読キー生底部１６へ送出する。

また、変換キーＣｔを変換部１７にも送出し記憶させる
。また、当該変換キーＣ１を解読キー生戒情報更新部１
２および変換キー特徴情報更新部１３にも送出し記憶さ
せる。

解読キー生成部１６は、当該変換キーＣＩを受け取り後
、装置Ｑに対応する解読キー生戒情報ＳＩを解読キー生
成情報記憶部１ｌｂより読み出し、あらかじめ定められ
た作用関数Ｆを、変換キーＣＩと解読キー生戒情報Ｓ，
とに作用させることによって解読キーＴＩを生成する。

具体的には、ｌ０２４ビットの変換キー０１と、１０２
４ビットの解読キー生成情報Ｓ１との排他的論理和を取
ることによって実現できる。この作用関数Ｆは、解読キ
ーＣ１と解読キー生戊情報ＳＩ　とから、もとの変換キ
ー１９２０Ｃ１を導く作用関数が既知のものであればなんでもよい
。排他的論理和はそのような関数の例であり、生成結果
と解読キー生戊情報ＳＩとの排他的論理和をとることに
よって解読キ一Ｔ１が得られるものである。このような
排他的論理和は計算機の機械語命令やＬＳＩのロジック
アレイなどできわめて効率よく実現することができる。

この解読キーＴ１を解読キー生成部１６は解読キー送受
信部１８へ送出する。変換部１７は、受信し記憶した変
換キーＣＩをパラメータとして送受信情報に定められた
作用関数Ｆを作用させて情報変換を行う。具体的には、
例えば、１０２４ビット対応に変換キーＣＩを生成して
いる場合、送受信情報の１０２４ビット単位に受信した
変換キーＣＩと送受信情報の排他的論理和を生戒する。

■０２４ビットを越えるものは以下の送受信シーケンス
を繰り返し適用することにより、実現可能である。

作用関数Ｆは作用結果と変換キーＣ，から送受信情報を
再生する作用関数が既知であるような関数ならばなんで
も実現可能である。排他的論理和はそのような関数の一
例である。

変換部１７は変換結果を変換情報送受信部１９へ送出す
る。変換情報送受信部１９は、この変換情報を出力部２
２へ送出する。出力部２２はインタフェース部２３を介
して当該変換情報をネットワーク上に装置Ｑにあてて送
信する。

送信後、解読キー送受信部１８はあらかじめ受け取って
あった解読キーＴ，を出力部２２へ送出する。

出力部２２はインタフェース部２３を介して当該解読キ
ーＴＩをネットワーク上に装置Ｑにあてて送信する。

送信後、解読キー生成情報更新部１２は、記憶した変換
キ一Ｃｌ　に基づいて、装置Ｑに対する解読キー生成情
報Ｓｌを更新する。これはあらかじめ設定し装置Ｐと装
置Ｑとで共有している一方向性関数ｆを適用することに
よって生成される情報で、今回の送信に利用した解読キ
ー生成情報Ｓ１を置換する。なおこの一方向性関数ｆは
公知であってもかまわないのですべての本方式を利用す
る装置で共有してもかまわない。例えば、本実施例にお
２１２２いては解読キー生成情報Ｓｌのビットを適当に置換する
ことによって実現できる。

今回生成された変換キ一Ｃｌ　は乱数の作用により予見
できないものとなっているので、この一方向性関数ｆが
既知であっても結果の秘匿性には影響しないのでかまわ
ない。すなわち、解読キー生成情報ＳＩの秘匿性にも一
方向性関数ｆが既知であるかは影響しない。

同様に、送信後、制御部２４の指示により、変換キー特
徴情報更新部１３は、さきほど受信し、記憶してあった
変換キ一０１に基づいて、装ｉＱに対する変換キー特徴
情報Ｎｌを更新する。これはあらかじめ設定装置Ｐと装
置Ｑとで共有している一方向性関数ｇを適用することに
よって生成される情報で、今回の送信に利用した変換キ
ー特徴情報ＮＩ　を置換する。なおこの一方向性関数ｇ
は公知であってもかまわないので、すべての本方式を利
用する装置で共有していてもかまわない。この作用によ
って例えば、２３４ビットが「１」であるという変換キ
ー特徴情報Ｎ１が、今回生成された変換キーＣＩ＋１　
の作用により、７８０ビットがｒｌ」であり、２４４ビ
ットが「０」であるという変換キー特徴情報Ｎ、。１に
更新される。今回生成された変換キ一０１．１は乱数の
作用により予見できないものであるので、この一方向性
関数ｇが既知であっても結果の秘匿性には影響しないの
でかまわない。すなわち、変換キー特徴情報ＮＩ＋１　
の秘匿性にも一方向性関数ｇが既知であるかは影響しな
い。

なお、この一方向性関数ｇは、変換キー特徴情報Ｎ１，
１が例えば本実施例の場合、「１」であるビットが２０
０から８００の間に存在するようにする、というような
制約を持たせることも容易に実現可能である。

さて、以上のように送信された変換情報を受信側の装置
Ｑはインタフェース部２３によって受信する。装置Ｑで
は制御部２４の指示により、変換情報送受信部１９は、
装置Ｐからの変換情報をインタフェース部２３を介して
入力部２１より受信する。変換情報送受信部ｌ９はこの
受信した変換情報を変換部１７へ送出する。

２３２４また、解読キー送受信部ｌ８は装置Ｐが送信した解読キ
一Ｔ１をインタフェース部２３を介して人力部２１より
受信する。そして、解読キー送受信部１８は、この受信
した解読キーＴＩを解読キー生成部１６へ送出する。解
読キー生戒部１６は、装置Ｐと共有した解読キー生成情
報Ｓ１を解読キー生戊情報記憶部１ｌｂより読み出す。

当該解読キー生成情報Ｓｉを受け取り後、変換キー生成
部１５は、当該解読キー生成情報Ｓ１と、ネットワーク
を介して受け取った解読キ一Ｔ１とに対してあらかじめ
定められた作用関数Ｆを作用させて、装置Ｐで生成した
変換キーＣ，を復元する。本実施例では、解読キーＴＩ
の生戒に排他的論理和を用いているので、本作用関数Ｆ
も排他的論理和で変換キーＣＩを生成できる。生成され
た変換ヰーＣ．は，装置Ｐで利用した変換キーＣＩと同
一のものである。

当該変絵キーＣＩ生戒後、変換キー生成部ｌ５は、変換
キーＣｉを変換部１７および解読キー生成情報更新部１
２および変換キー特徴情報更新部１３に送出し、記憶さ
せる。

当該変換キー０１受け取り後、変換部１７は、受信した
変換情報と変換キーＣ，とにあらかじめ定められた作用
関数Ｆを作用させて、元情報ＭＩを復元する。本実施例
においては、装置Ｐの変換部１７での作用関数に排他的
論理和を用いているので、変換情報と変換キーＣ．との
排他的論理和をとることによって変換情報を復元できる
。復元後、変換部１７は、復元した元情報を送受信情報
記憶部２０へ送出して記憶させる。このようにして秘匿
通信が可能である。

またこのとき、変換キー生戊・部１５で装置Ｐに対応す
る変換キー特徴情報Ｎ、を変換キー特徴情報記憶部１１
ｃより読み出して変換キーＣ１が変換キー特徴情報Ｎｉ
の特徴に一致していることを制御部２４の指示によって
確認することによって、相手が確かに送信側の装置Ｐで
あるかどうかを判定することが、変換キー特徴情報認証
部２５を付加することで可能である。

以上の受信動作終了後、受信側の装置Ｑでも前述した送
信側の装置Ｐと同様に、制御部２４の指示２５２６により、解読キー生成情報更新部ｌ２は、さきほど受信
し、記憶してあった変換キー０１に基づいて、装置Ｐに
対する解読キー生成情報Ｓ，を更新する。

これはあらかじめ設定し装置Ｐと装置Ｑとで共有してい
る一方向性関数ｆを適用することによって生成される情
報で、今回の送信に利用した解読キー生成情報ＳＬを置
換する。なお、この一方向性関数ｆは公知であってもか
まわないので、すべての本方式を利用する装置で共有し
てもよい。例えば、本実施例においては解読キー生成情
報Ｓ１のビットを適当に置換することによって実現でき
る。

今回生成された変換キーＣＩは乱数の作用により予見で
きないものとなっているので、この一方式性関数ｆが既
知であっても結果の秘匿性には影響しないのでかまわな
い。すなわち、解読キー生成情報Ｓ１の秘匿性にも一方
向性関数ｆが既知であるかは影響しない。

同様に、受信側の装置Ｑにおいても、制御部２４の指示
により、変換キー特徴情報更薪部１３は、さきほど受信
し、記憶してあった変換キ一Ｃ＋　に基づいて、装置Ｐ
に対する変換キー特徴情報ＮＩを更新する。これはあら
かじめ設定し装置Ｐと装置Ｑとで共有している一方向性
関数ｇの適用することによって生成される情報で、今回
の送信に利用した変換キー特徴情報Ｎ＋を置換する。な
お、この一方向性関数ｇは公知であってもかまわないの
ですべての本方式を利用する装置で共有してもよい。こ
の作用によって例えば２３４ビットが「１」であるとい
う変換キー特徴情報Ｎ，が、今回生威された変換キー０
１＋１の作用により、７８０ビットが「１」であり、２
４４ビットが「０」であるという変換キー特徴情報Ｎ．
。１に更新される。今回生威された変換キーＣ　＋　＋
　Ｉ　は乱数の作用により予見できないものであるので
、この一方向性関数ｇが既知であっても結果の秘匿性に
は影響しないのでかまわない。すなわち、変換キー特徴
情報Ｎ　ｌ　＋　１の秘匿性にも一方向性関数ｇが既知
であるかは影響しない。

なお、この一方向性関数ｇは、変換キー特徴情報Ｎ１が
例えば本実施例の場合、「１」であるビ２７２８ットが２００から８００の間に存在するようにする。

というような制約をもたせることも容易に実現可能であ
る。

また、この変換キー特徴情報Ｎ１の更新なしでも秘匿通
信は可能である。ただしこれを更新することによって装
置Ｐと装置Ｑとで双方向に同じ変換キー特徴情報Ｎｓや
，を利用することが可能になる。また、前述した装置Ｑ
による装置Ｐのキー特徴情報ＮＩ　による認証にも当該
更新が必要である。

なお、本装置の各手段はソフトウェアでも実現できるこ
とは容易に類推できる。ソフトウェアで実現した場合、
プロセッサを２５Ｍｆｌｚで使ったＵＮＩＸワークステ
ーションで高級言ＢｙＣでプログラミングして、ＤＥＳ
準拠のアルゴリズムで暗号化した場合と比較して、ＤＢ
Ｓでは約１３ミリ秒、本発明の方式では送信で約０．６
ミリ秒、受信で約０．１ミリ秒とおよそ２０倍から１０
０倍の速度向上を達威できる。これはＤＢＳの複雑な置
換アルゴリズムに比べて本方式が乱数発生と排他論理演
算というような０．０１ミｌＪ秒単位の演算の組合せで
容易に実現できるためである。

〔発明の効果〕

以上説明したように、本発明は、ブロードキャストした
情報から秘密の情報を共有することができる。このよう
にしてネットワーク上での秘密の情報共有を他との個別
通信なしに実現することによって、ネットワークデータ
に対する安全性を高めることができるとともに高速処理
ができる効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例を示すブロック構或図。第２図は本発明を適用したＬＡＮを示すブロック構戒図
。第３図は本発明による秘匿方式の処理手順を示す説明図
。第４図は従来例を示すブロック構或図。１０、ＩＯＡ，ＩＯＢ，　１０Ｃ，５０・・・ネットワ
ーク秘匿通信装置、１１・・・秘匿情報記憶部、１１ａ
・・・相手識別２９３０情報、Ｉｌｂ・・・解読キー生成情報記憶部、１１ｃ・
・・変換キー特徴情報記憶部、１２・・・解読キー生戒
情報更新部、１３・・・変換キー特徴情報更新部、１４
・・・乱数部、１５・・・変換キー生成部、ｌ６・・・
解読キー生成部、１７、５２・・・変換部、ｌ８・・・
解読キー送受信部、１９・・・変換情報送受信部、２０
、５３・・・送受信情報記憶部、２１、５４・・・人力
部、２２、５５・・・出力部、２３、５６・・・インタ
フェース部、２４、５７・・・制御部、２５・・・変換
キー特徴情報認証部、３０・・・回線、４０・・・ＬＡ
Ｎ，４１〜４３・・・接続線、５１・・・認証情報記憶
部、５１ａ・・・識別情報、５ｌｂ・・・個別認証情報
。

Claims

【特許請求の範囲】１、ネットワークに接続され、電子的に秘密に情報を共
有する情報秘匿手段を備えたネットワーク秘匿通信装置
において、前記情報秘匿手段は、各々の通信相手対応に解読キーを生成するための解読キ
ー生成情報を記憶する解読キー生成情報記憶部（１１ｂ
）と、各々の通信相手対応に、変換キーの特徴を表す変換キー
特徴情報を記憶する変換キー特徴情報記憶部（１１ｃ）
と、通信ごとに通信相手対応に前記解読キー生成情報を更新
する解読キー生成情報更新部（１２）と、通信ごとに通
信相手対応に前記変換キー特徴情報を更新する変換キー
特徴情報更新部（１３）と、乱数を発生させる乱数部（
１４）と、前記乱数を利用して前記変換キー特徴情報に基づいた変
換キーを生成する変換キー生成部（１５）と、前記変換
キーと前記解読キー生成情報とから解読キーを生成する
解読キー生成部（１６）と、前記変換キーによって送信
すべき情報を変換し、変換した結果の変換情報を送出す
る変換部（１７）と、前記解読キーの送受信を行う解読
キー送受信部（１８）と、前記変換情報の送受信を行う変換情報送受信部（１９）
とを含むことを特徴とするネットワーク秘匿通信装置。２、受信時に、前記変換キー特徴情報によって通信相手
を認証する変換キー特徴情報認証部を含むことを特徴と
する請求項１記載のネットワーク秘匿通信装置。