JPH04150428A - 暗号鍵共有制御方式 - Google Patents
暗号鍵共有制御方式Info
- Publication number
- JPH04150428A JPH04150428A JP2272383A JP27238390A JPH04150428A JP H04150428 A JPH04150428 A JP H04150428A JP 2272383 A JP2272383 A JP 2272383A JP 27238390 A JP27238390 A JP 27238390A JP H04150428 A JPH04150428 A JP H04150428A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- sub
- block
- communication partner
- blocks
- hashing
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Pending
Links
- 238000004891 communication Methods 0.000 claims abstract description 52
- 238000000034 method Methods 0.000 claims description 30
- 230000006835 compression Effects 0.000 claims description 23
- 238000007906 compression Methods 0.000 claims description 23
- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 7
- 238000007726 management method Methods 0.000 description 5
- 101001024723 Homo sapiens Nucleoporin NDC1 Proteins 0.000 description 3
- 102100037826 Nucleoporin NDC1 Human genes 0.000 description 3
- 230000000694 effects Effects 0.000 description 2
- 241000282693 Cercopithecidae Species 0.000 description 1
- 238000006243 chemical reaction Methods 0.000 description 1
- 238000007796 conventional method 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】
〔概要〕
住所や氏名等のＩＤ情報を用いて暗号鍵を生成する暗号
鍵共有制御方式に関し、 暗号鍵生成可能のＩＤ情報の表現の自由度を高くするこ
とを目的とし、 暗号鍵を共有して暗号通信を行う為の暗号鍵共有制御方
式に於いて、通信相手のＩＤ情報を複数のサブブロック
に分割して圧縮処理し、該サブブロック対応の圧縮出力
を、該サブブロック対応の完全グラフのネットワークの
ノード番号に割付け、且つ該完全グラフの岐路の総てに
素数を割付け、該岐路の中の前記通信相手と繋がる岐路
の素数を除く残りの岐路の素数を公開パラメーターに順
次罵乗剰余演算処理を行って、前記サブブロック対応の
共通鍵を生成し、該共通鍵の圧縮処理により前記通信相
手と共有する暗号鍵を生成するように構成した。
鍵共有制御方式に関し、 暗号鍵生成可能のＩＤ情報の表現の自由度を高くするこ
とを目的とし、 暗号鍵を共有して暗号通信を行う為の暗号鍵共有制御方
式に於いて、通信相手のＩＤ情報を複数のサブブロック
に分割して圧縮処理し、該サブブロック対応の圧縮出力
を、該サブブロック対応の完全グラフのネットワークの
ノード番号に割付け、且つ該完全グラフの岐路の総てに
素数を割付け、該岐路の中の前記通信相手と繋がる岐路
の素数を除く残りの岐路の素数を公開パラメーターに順
次罵乗剰余演算処理を行って、前記サブブロック対応の
共通鍵を生成し、該共通鍵の圧縮処理により前記通信相
手と共有する暗号鍵を生成するように構成した。
〔産業上の利用分野］
本発明は、住所や氏名等のＩＤ情報を用いて暗号鍵を生
成する暗号鍵共有制御方式に関するものである。
成する暗号鍵共有制御方式に関するものである。
コンピュータ・ネットワーク犯罪が社会問題としてクロ
ーズアップされており、この犯罪の対策の一つとして通
信データの暗号化があり、その場合に、暗号化及び復号
化の為の通信当事者間で取決めた鍵の管理が必要となる
。この鍵は通信相手対応に異なるようにするから、ネッ
トワークの拡大化に伴ってユーザ数が増加した時に、そ
の鍵の数も膨大となり、鍵管理が容易でなくなる。この
点が暗号通信の普及の障害の一つとなっている。
ーズアップされており、この犯罪の対策の一つとして通
信データの暗号化があり、その場合に、暗号化及び復号
化の為の通信当事者間で取決めた鍵の管理が必要となる
。この鍵は通信相手対応に異なるようにするから、ネッ
トワークの拡大化に伴ってユーザ数が増加した時に、そ
の鍵の数も膨大となり、鍵管理が容易でなくなる。この
点が暗号通信の普及の障害の一つとなっている。
又通信相手の住所や氏名等の公開されているＩＤ情報を
用いて暗号鍵を生成するＩＤベース鍵管理方式が各種提
案されているが、実用上多くの問題点を含み、その解決
が要望されている。
用いて暗号鍵を生成するＩＤベース鍵管理方式が各種提
案されているが、実用上多くの問題点を含み、その解決
が要望されている。
〔従来の技術］
暗号通信方式に於いて、前述のように、通信相手の住所
２氏名、電話番号、企業等に於ける所属部署等の公開さ
れている情報を、通信相手のＩＤ情報として暗号鍵を生
成するＩＤベース鍵管理方式が各種提案されている。こ
のようなＩＤベース鍵管理方式に於いても、通信相手と
予備通信を行う方式と、行わない方式とがあり、予備通
信を行う方式は、信頼性の高い暗号鍵を生成することが
できるが、通信のオーバーヘッドを増大させることにな
り、予備通信を行わない方式は、暗号通信を行う前に余
分な通信を行う必要がないので、通信操作が簡単となる
。
２氏名、電話番号、企業等に於ける所属部署等の公開さ
れている情報を、通信相手のＩＤ情報として暗号鍵を生
成するＩＤベース鍵管理方式が各種提案されている。こ
のようなＩＤベース鍵管理方式に於いても、通信相手と
予備通信を行う方式と、行わない方式とがあり、予備通
信を行う方式は、信頼性の高い暗号鍵を生成することが
できるが、通信のオーバーヘッドを増大させることにな
り、予備通信を行わない方式は、暗号通信を行う前に余
分な通信を行う必要がないので、通信操作が簡単となる
。
予備通信を行わない方式として、例えば、センタに各エ
ンティティ（ユーザ）のＩＤ情報を登録し、このＩＤ情
報と秘密のパラメータとを基に、各エンティティ対応の
秘密情報を形成し、各エンティティは、センタからのこ
の秘密情報と相手エンティティのＩＤ情報を変換した情
報とを基に、相手エンティティと共有する暗号鍵を生成
する方式が知られている（例えば、電子情報通信学会技
術報告、ｌＮ８Ｂ−１４７，Ｖｏｌ、８８．Ｎｏ。
ンティティ（ユーザ）のＩＤ情報を登録し、このＩＤ情
報と秘密のパラメータとを基に、各エンティティ対応の
秘密情報を形成し、各エンティティは、センタからのこ
の秘密情報と相手エンティティのＩＤ情報を変換した情
報とを基に、相手エンティティと共有する暗号鍵を生成
する方式が知られている（例えば、電子情報通信学会技
術報告、ｌＮ８Ｂ−１４７，Ｖｏｌ、８８．Ｎｏ。
４９４、（１９８９年３月２４日゛共通鍵暗号系におけ
るＩＤ情報に基づ（Ｄ １ｆｆｉｅ−Ｈｅｌ１ｍａｎ型
鍵共有方式”°参照）。
るＩＤ情報に基づ（Ｄ １ｆｆｉｅ−Ｈｅｌ１ｍａｎ型
鍵共有方式”°参照）。
又センタのファイルに、ｐ、ｑを素数として、（ｐ−１
）、 （ｑ−１）の最小公倍数りと、素数ｐ、ｑの積
ｎより小さい任意の数Ｍと、最小公倍数りより小さい値
Ｃとを基に、エンティティ（ユーザ）のＩＤ番号ＩＤｔ
とパスワードＰＷｉとを用いて、秘密情報Ｓｔを、Ｓｉ
＝Ｍ” として求めて格納し、センタに於いては、少な
くとも素数ｐ、ｑと最小公倍数りとを秘密に保管する秘
密保管情報とし、素数ｐ、ｑの積ｎをエンティティに配
布する公開情報とし、エンティティは、ＩＤ番号ＩＤｉ
とパスワードＰＷｔとを、それぞれ最小公倍数りより小
さい値に選定して、その送元を設定し、パスワードＰＷ
ｉは秘密に保管し、ＩＤ番号ＩＤｉを公開情報とし、セ
ンタからの秘密情報Ｓｔと素数ｐ、ｑの積ｎとを基に、
自エンティティのパスワードＰＷｔと相手エンティティ
のＩＤ番号ＴＤｊとを用いて、暗号鍵Ｋｉｊを、Ｋｉ
ｊ＝３ｉ”’ ”’ （ｍｏｄ ｎ）により求める
ことにより、暗号鍵Ｋｉｊを共有して暗号通信を可能と
し、エンティティの結託によっても、センタの秘密情報
の解読を不可能とした方式を、先に、特願平１−１１８
７５０号として提案した。
）、 （ｑ−１）の最小公倍数りと、素数ｐ、ｑの積
ｎより小さい任意の数Ｍと、最小公倍数りより小さい値
Ｃとを基に、エンティティ（ユーザ）のＩＤ番号ＩＤｔ
とパスワードＰＷｉとを用いて、秘密情報Ｓｔを、Ｓｉ
＝Ｍ” として求めて格納し、センタに於いては、少な
くとも素数ｐ、ｑと最小公倍数りとを秘密に保管する秘
密保管情報とし、素数ｐ、ｑの積ｎをエンティティに配
布する公開情報とし、エンティティは、ＩＤ番号ＩＤｉ
とパスワードＰＷｔとを、それぞれ最小公倍数りより小
さい値に選定して、その送元を設定し、パスワードＰＷ
ｉは秘密に保管し、ＩＤ番号ＩＤｉを公開情報とし、セ
ンタからの秘密情報Ｓｔと素数ｐ、ｑの積ｎとを基に、
自エンティティのパスワードＰＷｔと相手エンティティ
のＩＤ番号ＴＤｊとを用いて、暗号鍵Ｋｉｊを、Ｋｉ
ｊ＝３ｉ”’ ”’ （ｍｏｄ ｎ）により求める
ことにより、暗号鍵Ｋｉｊを共有して暗号通信を可能と
し、エンティティの結託によっても、センタの秘密情報
の解読を不可能とした方式を、先に、特願平１−１１８
７５０号として提案した。
〔発明が解決しようとする課題］
従来例の公開鍵暗号方式は、暗号化鍵を公開し、復号化
鍵を秘密にするものであり、従って、ユーザは、復号化
鍵のみ秘密に保管すれば良いことになるが、公開鍵ファ
イルを必要とするから、ネットワークの拡大化に伴って
ユーザが膨大な数となると、公開鍵ファイルも大容量と
なり、その管理が容易でなくなり、又この公開鍵ファイ
ルが故意されると、成るユーザに成りすまして悪用する
虞れが生じる欠点がある。
鍵を秘密にするものであり、従って、ユーザは、復号化
鍵のみ秘密に保管すれば良いことになるが、公開鍵ファ
イルを必要とするから、ネットワークの拡大化に伴って
ユーザが膨大な数となると、公開鍵ファイルも大容量と
なり、その管理が容易でなくなり、又この公開鍵ファイ
ルが故意されると、成るユーザに成りすまして悪用する
虞れが生じる欠点がある。
又従来例のＩＤ情報を用いると共に予備通信を行う方式
は、信頼性が高くなるが、通信オーバヘッドが増大する
欠点があり、又予備通信を行わない方式は、ＩＤ情報を
公開情報とするものであるが、ユーザの結託によりセン
タの秘密パラメータを導出することが可能となり、それ
によって結託しない他のユーザの暗号鍵の生成が可能と
なって、システムの秘匿性が失われる欠点がある。
は、信頼性が高くなるが、通信オーバヘッドが増大する
欠点があり、又予備通信を行わない方式は、ＩＤ情報を
公開情報とするものであるが、ユーザの結託によりセン
タの秘密パラメータを導出することが可能となり、それ
によって結託しない他のユーザの暗号鍵の生成が可能と
なって、システムの秘匿性が失われる欠点がある。
又先に提案した方式は、ユーザの結託によってもセンタ
の素数ｐ、ｑとその最小公倍数りとの秘密パラメータを
導出できない利点があるが、センタから予め各ユーザの
ＩＤ番号を格納した公開溝の配布が必要となり、この場
合の公開溝は、ネットワークの拡大化に伴ってユーザ数
が増大した時に、現在の電話帳のように膨大な情報量と
なるから、その保管、管理が容易でなくなる問題点があ
る。
の素数ｐ、ｑとその最小公倍数りとの秘密パラメータを
導出できない利点があるが、センタから予め各ユーザの
ＩＤ番号を格納した公開溝の配布が必要となり、この場
合の公開溝は、ネットワークの拡大化に伴ってユーザ数
が増大した時に、現在の電話帳のように膨大な情報量と
なるから、その保管、管理が容易でなくなる問題点があ
る。
本発明は、暗号鍵生成可能のＩＤ情報の表現の自由度を
高くすることを目的とするものである。
高くすることを目的とするものである。
本発明の暗号鍵共有制御方式は、住所２氏名。
電話番号等の相互に確認されているＩＤ情報を用いて、
暗号鍵を生成するものであり、第１図を参照して説明す
る。
暗号鍵を生成するものであり、第１図を参照して説明す
る。
通信相手のＩＤ情報を複数のサブブロックに分割して圧
縮処理し、そのサブブロック対応の圧縮処理出力を、そ
のサブブロック対応の完全グラフのネットワークのノー
ド番号に割付け、且つその完全グラフの岐路の総てに素
数を割付けて、岐路の中の通信相手と繋がる岐路の素数
を除く残りの岐路の素数を公開パラメータに順次纂乗剰
余演算処理を行って、サブブロック対応の共通鍵を生成
し、この共通鍵の圧縮処理により通信相手と共有する暗
号鍵を生成するものである。
縮処理し、そのサブブロック対応の圧縮処理出力を、そ
のサブブロック対応の完全グラフのネットワークのノー
ド番号に割付け、且つその完全グラフの岐路の総てに素
数を割付けて、岐路の中の通信相手と繋がる岐路の素数
を除く残りの岐路の素数を公開パラメータに順次纂乗剰
余演算処理を行って、サブブロック対応の共通鍵を生成
し、この共通鍵の圧縮処理により通信相手と共有する暗
号鍵を生成するものである。
又第１のハツシング処理部１と、完全グラフ岐路生成部
２と、素数生成部３と、第２のハツシング処理部４とを
備え、第１のハツシング処理部１により、通信相手のＩ
Ｄ情報を複数のサブブロックに分割し、前サブブロック
のハツシング処理出力と後サブブロックとの排他的論理
和出力をハツシング処理し、各サブブロック対応の圧縮
処理出力を求めて完全グラフ岐路生成部２に加え、この
完全グラフ岐路生成部２により、サブブロック対応の圧
縮処理出力を、そのサブブロック対応の完全グラフのネ
ットワークのノード番号に割付け、且つその完全グラフ
の岐路の総てに素数生成部３から独立の素数を割付け、
その岐路の中の通信相手と繋がる岐路の素数を除いて、
残りの岐路の素数を、公開パラメータに順次纂乗剰余処
理を行って、サブブロック対応の共通鍵を生成し、第２
のハツシング処理部４により、サブブロック対応の共通
鍵を組合せてハツシング関数により圧縮処理し、通信相
手と共有する暗号鍵を生成するものである。
２と、素数生成部３と、第２のハツシング処理部４とを
備え、第１のハツシング処理部１により、通信相手のＩ
Ｄ情報を複数のサブブロックに分割し、前サブブロック
のハツシング処理出力と後サブブロックとの排他的論理
和出力をハツシング処理し、各サブブロック対応の圧縮
処理出力を求めて完全グラフ岐路生成部２に加え、この
完全グラフ岐路生成部２により、サブブロック対応の圧
縮処理出力を、そのサブブロック対応の完全グラフのネ
ットワークのノード番号に割付け、且つその完全グラフ
の岐路の総てに素数生成部３から独立の素数を割付け、
その岐路の中の通信相手と繋がる岐路の素数を除いて、
残りの岐路の素数を、公開パラメータに順次纂乗剰余処
理を行って、サブブロック対応の共通鍵を生成し、第２
のハツシング処理部４により、サブブロック対応の共通
鍵を組合せてハツシング関数により圧縮処理し、通信相
手と共有する暗号鍵を生成するものである。
住所２氏名、電話番号等の通信相手と相互に確認されて
いるＩＤ情報を複数のサブブロックに分割するもので、
例えば、住所をＩＤ情報とする場合は、都道前県名と、
区名や車名等と、町村名と、番地等のように、複数のサ
ブブロックに分割する。
いるＩＤ情報を複数のサブブロックに分割するもので、
例えば、住所をＩＤ情報とする場合は、都道前県名と、
区名や車名等と、町村名と、番地等のように、複数のサ
ブブロックに分割する。
又氏名と電話番号とをＩＤ情報とする場合は、苗字と名
前と電話番号とをそれぞれサブブロックとすることがで
きる。
前と電話番号とをそれぞれサブブロックとすることがで
きる。
このサブブロックをハツシング関数を用いて圧縮処理し
、サブブロック対応の圧縮処理出力を、サブブロック対
応の完全グラフのネットワークのノード番号に割付ける
。又この完全グラフの岐路の総てに素数を割付ける。そ
して、この岐路の中の通信相手と繋がる岐路の素数を除
く残りの岐路の素数を、公開パラメータに順次罵乗剰余
演算処理を行ってサブブロック対応の共通鍵を生成する
。
、サブブロック対応の圧縮処理出力を、サブブロック対
応の完全グラフのネットワークのノード番号に割付ける
。又この完全グラフの岐路の総てに素数を割付ける。そ
して、この岐路の中の通信相手と繋がる岐路の素数を除
く残りの岐路の素数を、公開パラメータに順次罵乗剰余
演算処理を行ってサブブロック対応の共通鍵を生成する
。
この場合、完全グラフのネットワークのノード間の岐路
は、通信相手側に於いても同一であるから、サブブロッ
ク対応の共通鍵は、通信相手と同一となる。
は、通信相手側に於いても同一であるから、サブブロッ
ク対応の共通鍵は、通信相手と同一となる。
そして、サブブロック対応の共通鍵をそのまま使用する
と長過ぎるから、圧縮処理することにより、通信相手と
共有する所定の長さの暗号鍵が得られる。
と長過ぎるから、圧縮処理することにより、通信相手と
共有する所定の長さの暗号鍵が得られる。
このような処理を行う為に、第１のハツシング処理部１
と、完全グラフ岐路生成部２と、素数生成部３と、第２
のハツシング処理部４とを設ける。
と、完全グラフ岐路生成部２と、素数生成部３と、第２
のハツシング処理部４とを設ける。
第１．第２のハツシング処理部１．４は、例えば、排他
的論理和回路と一方向性関数処理回路とトランケート処
理回路等を含み、第１のハツシング処環部１に於いては
、通信相手のＩＤ情報を複数のサブブロックに分割し、
サブブロック対応の圧縮処理出力を求めて完全グラフ岐
路生成部２に加え、完全グラフ岐路生成部２では、サブ
ブロック対応に完全グラフのネットワークを形成し、素
数生成部３からの素数を各岐路に割付ける。又サブブロ
ック対応の圧縮処理出力をノード番号に割付ける。
的論理和回路と一方向性関数処理回路とトランケート処
理回路等を含み、第１のハツシング処環部１に於いては
、通信相手のＩＤ情報を複数のサブブロックに分割し、
サブブロック対応の圧縮処理出力を求めて完全グラフ岐
路生成部２に加え、完全グラフ岐路生成部２では、サブ
ブロック対応に完全グラフのネットワークを形成し、素
数生成部３からの素数を各岐路に割付ける。又サブブロ
ック対応の圧縮処理出力をノード番号に割付ける。
そして、通信相手と繋がる岐路の素数を除いて、残りの
岐路の素数を公開パラメータに順次罵乗剰余演算処理を
行ってサブブロック対応の共通鍵を生成し、第２のハツ
シング処理部４に於いてサブブロック対応の鍵を組合せ
て圧縮処理し、通信相手と共有する暗号鍵を生成する。
岐路の素数を公開パラメータに順次罵乗剰余演算処理を
行ってサブブロック対応の共通鍵を生成し、第２のハツ
シング処理部４に於いてサブブロック対応の鍵を組合せ
て圧縮処理し、通信相手と共有する暗号鍵を生成する。
以下図面を参照して本発明の実施例について詳細に説明
する。
する。
第２図は本発明の実施例のブロック図であり、１０は入
力レジスタ、１１はハツシング処理部、１２は完全グラ
フ岐路生成部、１３は素数生成部、１４はハツシング処
理部、１５は暗号化処理部、１６は排他的論理和回路（
ＥＯＲ） 、１７は一方向性関数処理回路、１８はトラ
ンケート処理回路である。
力レジスタ、１１はハツシング処理部、１２は完全グラ
フ岐路生成部、１３は素数生成部、１４はハツシング処
理部、１５は暗号化処理部、１６は排他的論理和回路（
ＥＯＲ） 、１７は一方向性関数処理回路、１８はトラ
ンケート処理回路である。
通信相手のＩＤ情報が入力レジスタ１０にセットされ、
サブブロックに分割されてハツシング処理部１１に加え
られる。例えば、ＩＤ情報を住所と氏名と電話番号とに
より構成した場合、住所の都道府県名と、市町村名と、
番地とをそれぞれサブブロックとし、氏名と電話番号と
をそれぞれサブブロックとした５個のサブブロックに分
割することができる。或いは、更に細分割したサブブロ
ックとすることもできる。
サブブロックに分割されてハツシング処理部１１に加え
られる。例えば、ＩＤ情報を住所と氏名と電話番号とに
より構成した場合、住所の都道府県名と、市町村名と、
番地とをそれぞれサブブロックとし、氏名と電話番号と
をそれぞれサブブロックとした５個のサブブロックに分
割することができる。或いは、更に細分割したサブブロ
ックとすることもできる。
ハツシング処理部１１では、第１サブプロ・ンクが排他
的論理和回路１６を介して一方向性関数処理回路１７に
加えられ、第１サブブロツクと一方向性関数と乗算され
てトランケート処理回路１８に加えられると共に排他的
論理和回路１６に加えられ、第２サブブロツクとの排他
的論理和がとられて、一方向性関数処理回路１７に加え
られる。
的論理和回路１６を介して一方向性関数処理回路１７に
加えられ、第１サブブロツクと一方向性関数と乗算され
てトランケート処理回路１８に加えられると共に排他的
論理和回路１６に加えられ、第２サブブロツクとの排他
的論理和がとられて、一方向性関数処理回路１７に加え
られる。
これを最後のサブブロックまで繰り返す。又トランケー
ト処理回路１８による間引き処理等により圧縮された出
力は完全グラフ岐路生成部１２に加えられる。
ト処理回路１８による間引き処理等により圧縮された出
力は完全グラフ岐路生成部１２に加えられる。
第３図はハツシング処理部の説明図であり、入力レジス
タ２１により情報がセットされ、サブブロックＡ１−Ａ
１毎に出力される場合を示し、第１サブブロックＡ、は
ハツシング処理回路２２−１に加えられ、第２サブブロ
ツクＡ２〜第ｎサブブロツクＡ７は排他的論理和回路（
ＥＯＲ）２３−２〜２３−ｎを介してハツシング処理回
路２２−２〜２２−ｎに加えられ、ハツシング処理回路
２２−１〜２２−ｎによるサブブロック対応の圧縮処理
出力Ａ Ｉ”” Ａ−は出力レジスタ２４にセ・シトさ
れる。
タ２１により情報がセットされ、サブブロックＡ１−Ａ
１毎に出力される場合を示し、第１サブブロックＡ、は
ハツシング処理回路２２−１に加えられ、第２サブブロ
ツクＡ２〜第ｎサブブロツクＡ７は排他的論理和回路（
ＥＯＲ）２３−２〜２３−ｎを介してハツシング処理回
路２２−２〜２２−ｎに加えられ、ハツシング処理回路
２２−１〜２２−ｎによるサブブロック対応の圧縮処理
出力Ａ Ｉ”” Ａ−は出力レジスタ２４にセ・シトさ
れる。
又各ハツシング処理回路２２−１〜２２−ｎは、一方向
性関数処理回路とトランケート処理回路とを含むもので
あり、一方向性関数処理回路の出力が後サブブロック対
応の排他的論理和回路２３−２〜２３−ｎに加えられる
から、第２〜第ｎサブブロックＡ２〜Ａ、ｌは、前サブ
ブロックのバッジング処理出力Ａ １ ”〜Ａ７”と排
他的論理和がとられてハツシング処理回路２２−２〜２
２−ｎに加えられることになる。
性関数処理回路とトランケート処理回路とを含むもので
あり、一方向性関数処理回路の出力が後サブブロック対
応の排他的論理和回路２３−２〜２３−ｎに加えられる
から、第２〜第ｎサブブロックＡ２〜Ａ、ｌは、前サブ
ブロックのバッジング処理出力Ａ １ ”〜Ａ７”と排
他的論理和がとられてハツシング処理回路２２−２〜２
２−ｎに加えられることになる。
従って、ハツシング処理をｈとすると、出力レジスタ２
４にセットされる第１サブブロツクは、Ａ、 ’−ｈ
（Ａ＋ ）と表すことができ、第２サブフロツクハ、
Ａ！ ’ ＝ｈ （Ａｚ （Ｅ）Ａ＋ ”）と表す
ことができる。同様にして、第ｎサブブロックは、Ａｆ
ｉ ’−ｈ （Ａｆｉ■Ａｎ−Ｉ Ｉ＋）と表すこと
ができる。なお、■は排他的論理和を示す。
４にセットされる第１サブブロツクは、Ａ、 ’−ｈ
（Ａ＋ ）と表すことができ、第２サブフロツクハ、
Ａ！ ’ ＝ｈ （Ａｚ （Ｅ）Ａ＋ ”）と表す
ことができる。同様にして、第ｎサブブロックは、Ａｆ
ｉ ’−ｈ （Ａｆｉ■Ａｎ−Ｉ Ｉ＋）と表すこと
ができる。なお、■は排他的論理和を示す。
このように、サブブロック数に対応した排他的論理和回
路２３−２〜２３−ｎとハツシング処理回路２２−１〜
２２−ｎとを設けて、サブブロック対応にハツシング処
理を行うこともできるが、前サブブロックのハツシング
処理後に、次のサブブロックとの排他的論理和をとるこ
とになるから、第２図に示すように、サブブロック単位
で排他的論理和をとる排他的論理和回路１６と、サブブ
ロック単位で処理する一方向性関数処理回路１７とを設
けて、直列的に処理することにより、回路規模を小さく
することもできる。
路２３−２〜２３−ｎとハツシング処理回路２２−１〜
２２−ｎとを設けて、サブブロック対応にハツシング処
理を行うこともできるが、前サブブロックのハツシング
処理後に、次のサブブロックとの排他的論理和をとるこ
とになるから、第２図に示すように、サブブロック単位
で排他的論理和をとる排他的論理和回路１６と、サブブ
ロック単位で処理する一方向性関数処理回路１７とを設
けて、直列的に処理することにより、回路規模を小さく
することもできる。
又完全グラフ岐路生成部１２は、ハツシング処理部１１
からのサブブロック数に対応した完全グラフのネットワ
ークを形成し、且つ岐路の素数を用いた演算処理により
サブブロック対応の共通鍵を生成するものであり、第４
図及び第５図の（ａ）〜（Ｃ）はその完全グラフのネッ
トワークの説明図である。第４図の（ａ）〜（Ｃ）は送
信者が受信者のＩＤ情報を用いて共通鍵を生成する場合
を示し、第５図の（ａ）〜（Ｃ）は受信者が送信者のＩ
Ｄ情報を用いて共通鍵を生成する場合を示す。
からのサブブロック数に対応した完全グラフのネットワ
ークを形成し、且つ岐路の素数を用いた演算処理により
サブブロック対応の共通鍵を生成するものであり、第４
図及び第５図の（ａ）〜（Ｃ）はその完全グラフのネッ
トワークの説明図である。第４図の（ａ）〜（Ｃ）は送
信者が受信者のＩＤ情報を用いて共通鍵を生成する場合
を示し、第５図の（ａ）〜（Ｃ）は受信者が送信者のＩ
Ｄ情報を用いて共通鍵を生成する場合を示す。
この場合に、住所をＩＤ情報とし、送信者の住所を東京
都新宿区落合、受信者の住所を東京都杉並区西荻とした
時、送信者は、受信者の住所の東京部を第１サブブロツ
クＡＩ、杉並区を第２サブブロツクＡ！％西荻を第３サ
ブブロツクＡ３として、サブブロック対応にハツシング
処理部１１に於いて圧縮処理し、第１サブブロックＡ、
の圧縮処理出力ＡＨ’が「３」、第２サブブロツクＡ２
の圧縮処理出力Ａｔ ′が「５」、第３サププロッりＡ
、の圧縮処理出力Ａ３ ’が「２」であったとすると
、第４図の（ａ）〜（Ｃ）に示すサブブロック対応の完
全グラフのネットワークＮＥＴ、〜ＮＥＴ。
都新宿区落合、受信者の住所を東京都杉並区西荻とした
時、送信者は、受信者の住所の東京部を第１サブブロツ
クＡＩ、杉並区を第２サブブロツクＡ！％西荻を第３サ
ブブロツクＡ３として、サブブロック対応にハツシング
処理部１１に於いて圧縮処理し、第１サブブロックＡ、
の圧縮処理出力ＡＨ’が「３」、第２サブブロツクＡ２
の圧縮処理出力Ａｔ ′が「５」、第３サププロッりＡ
、の圧縮処理出力Ａ３ ’が「２」であったとすると
、第４図の（ａ）〜（Ｃ）に示すサブブロック対応の完
全グラフのネットワークＮＥＴ、〜ＮＥＴ。
のノード番号Ｎ ｌ−Ｎ ｓに圧縮処理出力Ａ％〜Ａ３
’が割付けられる。即ち、第１サブブロツクの圧縮処理
出力Ａ１ °は「３」であるから、第１サブブロツク対
応のネットワークＮＥＴ、のノード番号Ｎ３に割付けら
れる。第２サブブロツクの圧縮処理出力Ａｔ “は「
５」であるから、第２サブブロツク対応のネットワーク
ＮＥＴｚのノード番号Ｎ、に割付けられ、第３サブブロ
ツクの圧縮出力Ａ３’は「２」であるから、第３サブブ
ロツク対応のネットワークＮ Ｅ Ｔ ３のノード番号
Ｎ２に割付けられる。
’が割付けられる。即ち、第１サブブロツクの圧縮処理
出力Ａ１ °は「３」であるから、第１サブブロツク対
応のネットワークＮＥＴ、のノード番号Ｎ３に割付けら
れる。第２サブブロツクの圧縮処理出力Ａｔ “は「
５」であるから、第２サブブロツク対応のネットワーク
ＮＥＴｚのノード番号Ｎ、に割付けられ、第３サブブロ
ツクの圧縮出力Ａ３’は「２」であるから、第３サブブ
ロツク対応のネットワークＮ Ｅ Ｔ ３のノード番号
Ｎ２に割付けられる。
又第４図の（ａ）に示すように、第１サブブロツク対応
のネットワークＮＥＴ、のノード番号Ｎ１〜Ｎ６間を接
続する岐路にそれぞれ素数ｐ１〜ｐｒ。
のネットワークＮＥＴ、のノード番号Ｎ１〜Ｎ６間を接
続する岐路にそれぞれ素数ｐ１〜ｐｒ。
が割付けられ、又ノード番号Ｎ１〜Ｎ、と同一ノード番
号Ｎ、〜Ｎ５との間の岐路にそれぞれ素数ｎ、−Ｌが割
付けられる。又第４図の（ハ）に示すように、第２サブ
ブロツク対応のネットワークＮＥＴ、のノード番号Ｎ
ｔ ’＝ Ｎ ｓ間を接続する岐路にそれぞれ素数ｑ＋
−ｑ＋。が割付けられ、ノード番号Ｎ ｌ−Ｎ ｓと同
一ノード番号Ｎ１〜Ｎ、との間の岐路にそれぞれ素数に
１〜に、が割付けられる。なお、素数ｑ＋−（１＋ｏの
中、ノード番号Ｎ。
号Ｎ、〜Ｎ５との間の岐路にそれぞれ素数ｎ、−Ｌが割
付けられる。又第４図の（ハ）に示すように、第２サブ
ブロツク対応のネットワークＮＥＴ、のノード番号Ｎ
ｔ ’＝ Ｎ ｓ間を接続する岐路にそれぞれ素数ｑ＋
−ｑ＋。が割付けられ、ノード番号Ｎ ｌ−Ｎ ｓと同
一ノード番号Ｎ１〜Ｎ、との間の岐路にそれぞれ素数に
１〜に、が割付けられる。なお、素数ｑ＋−（１＋ｏの
中、ノード番号Ｎ。
に繋がる岐路の素数のみを示している。又第４図の（Ｃ
）に示すように、第３サブブロツク対応のネットワーク
Ｎ Ｅ Ｔ ３のノード番号Ｎ、〜Ｎ６間を接続する岐
路にそれぞれ素数ｒ１〜ｒ１゜が割付けられ、ノード番
号Ｎ１〜Ｎ、と同一ノード番号Ｎ。
）に示すように、第３サブブロツク対応のネットワーク
Ｎ Ｅ Ｔ ３のノード番号Ｎ、〜Ｎ６間を接続する岐
路にそれぞれ素数ｒ１〜ｒ１゜が割付けられ、ノード番
号Ｎ１〜Ｎ、と同一ノード番号Ｎ。
〜ＮＳとの間の岐路にそれぞれ素数ｔ１〜ｔ、が割付け
られる。この場合、素数ｒ、〜ｒ１゜の中、ノードＮ、
に繋がる岐路の素数のみを示している。
られる。この場合、素数ｒ、〜ｒ１゜の中、ノードＮ、
に繋がる岐路の素数のみを示している。
又受信者は、送信者の住所の東京都を第１サブブロック
ＡＩ、新宿区を第２サブブロツクＡ２、落合を第３サブ
ブロツクＡ３として、サブブロック対応にハツシング処
理部１１に於いて圧縮処理し、第１サブブロツクＡ１の
圧縮処理出力Ａ１ 。
ＡＩ、新宿区を第２サブブロツクＡ２、落合を第３サブ
ブロツクＡ３として、サブブロック対応にハツシング処
理部１１に於いて圧縮処理し、第１サブブロツクＡ１の
圧縮処理出力Ａ１ 。
が「３」 （−東京都）、第２サブブロツクＡ２の圧縮
処理出力Ａ２ ′が「４」、第３サブブロツクＡ３の圧
縮処理出力Ａ、′が「１」であるとすると、第５図の（
ａ）〜（Ｃ）に示すサブブロック対応の完全グラフのネ
ットワークＮＥＴＩ−ＮＥＴ３のそれぞれのノード番号
Ｎ、〜ＮＳに、圧縮処理出力Ａ１ ′〜Ａ３ ’が割
付けられる。即ち、第１サブブロツクＡ１の「３」の圧
縮処理出力Ａｌ ゛がノード番号Ｎ３に割付けられ、又
第２サブブロツクＡ２の「４」の圧縮処理出力Ａ２ “
がノード番号Ｎ４に、又第３サブブロツクＡ３の「１」
の圧縮処理出力Ａ３ ’がノード番号Ｎ１にそれぞれ
割付けられる。又岐路の素数については、第４図の（ａ
）〜（Ｃ）に示す場合と同一となる。
処理出力Ａ２ ′が「４」、第３サブブロツクＡ３の圧
縮処理出力Ａ、′が「１」であるとすると、第５図の（
ａ）〜（Ｃ）に示すサブブロック対応の完全グラフのネ
ットワークＮＥＴＩ−ＮＥＴ３のそれぞれのノード番号
Ｎ、〜ＮＳに、圧縮処理出力Ａ１ ′〜Ａ３ ’が割
付けられる。即ち、第１サブブロツクＡ１の「３」の圧
縮処理出力Ａｌ ゛がノード番号Ｎ３に割付けられ、又
第２サブブロツクＡ２の「４」の圧縮処理出力Ａ２ “
がノード番号Ｎ４に、又第３サブブロツクＡ３の「１」
の圧縮処理出力Ａ３ ’がノード番号Ｎ１にそれぞれ
割付けられる。又岐路の素数については、第４図の（ａ
）〜（Ｃ）に示す場合と同一となる。
送信者は既に自分の住所を基に、第５図に示す完全グラ
フのネットワークからノード番号を求めてあり、同様に
受信者は自分の住所を基に、第４図に示す完全グラフの
ネットワークからノード番号を求めているから、第４図
と第５図とを参照することにより、送信者と受信者とが
形成したサブブロック対応のネットワークＮ Ｅ Ｔ
＋ 〜ＮＥＴ３に於けるノード間を接続する岐路が判る
ことになる。即ち、第１サブブロツクＡ＋対応のネット
ワークＮＥＴ、に於いては、同一のノード番号Ｎ３間を
繋ぐ岐路の素数は！３となり、第２サブブロツクＡ２対
応のネットワークＮＥＴ、に於いては、ノード番号Ｎｚ
、Ｎａ間を繋ぐ岐路の素数はｑｔ。
フのネットワークからノード番号を求めてあり、同様に
受信者は自分の住所を基に、第４図に示す完全グラフの
ネットワークからノード番号を求めているから、第４図
と第５図とを参照することにより、送信者と受信者とが
形成したサブブロック対応のネットワークＮ Ｅ Ｔ
＋ 〜ＮＥＴ３に於けるノード間を接続する岐路が判る
ことになる。即ち、第１サブブロツクＡ＋対応のネット
ワークＮＥＴ、に於いては、同一のノード番号Ｎ３間を
繋ぐ岐路の素数は！３となり、第２サブブロツクＡ２対
応のネットワークＮＥＴ、に於いては、ノード番号Ｎｚ
、Ｎａ間を繋ぐ岐路の素数はｑｔ。
となり、又第３サブブロツクＡ３対応のネットワークＮ
ＥＴ３に於いては、ノード番号Ｎ２．Ｎ間を繋ぐ岐路の
素数はｒ４となる。
ＥＴ３に於いては、ノード番号Ｎ２．Ｎ間を繋ぐ岐路の
素数はｒ４となる。
又センタからネットワークＮＥＴ、〜ＮＥＴ３対応の、
ノード毎の公開パラメータが与えられるもので、送信者
に対してネットワークＮＥＴ、のノード番号Ｎ３の公開
パラメータＫＡは、ＫＡ −Ｍ＊＊＜ ＰＨ１−’
β３ −’ｐ３−’Ｉ）？ −’ｌ１ｓ−’ｐ＊−’
）となる。なお、Ｍ＊＊＜ ）はＭの（）乗を示し、又
ＰＷ、はパスワードを示す。又Ｍは素数ｘ、ｙの積ｎよ
り小さい任意の数である。
ノード毎の公開パラメータが与えられるもので、送信者
に対してネットワークＮＥＴ、のノード番号Ｎ３の公開
パラメータＫＡは、ＫＡ −Ｍ＊＊＜ ＰＨ１−’
β３ −’ｐ３−’Ｉ）？ −’ｌ１ｓ−’ｐ＊−’
）となる。なお、Ｍ＊＊＜ ）はＭの（）乗を示し、又
ＰＷ、はパスワードを示す。又Ｍは素数ｘ、ｙの積ｎよ
り小さい任意の数である。
送信者に於いては、パスワードＰＷ、と、ノード番号Ｎ
５間の岐路の素数！３を除く他の残りの岐路の素数Ｐ３
＋ Ｐ？ ＋ ｐｌ ＋ Ｐ９の罵乗剰余演算処理
を行って共通鍵ＺＺＡを生成する。即ち、Ｚ ＺＡ＝
Ｋａ ＊＊（ＰＷｓ ｐ３＋）ｔ Ｉ）ａ ｐｑ ）
（ｍｏｄ ｎ ）＝Ｍ＊＊ （Ｌ −’） となる。
５間の岐路の素数！３を除く他の残りの岐路の素数Ｐ３
＋ Ｐ？ ＋ ｐｌ ＋ Ｐ９の罵乗剰余演算処理
を行って共通鍵ＺＺＡを生成する。即ち、Ｚ ＺＡ＝
Ｋａ ＊＊（ＰＷｓ ｐ３＋）ｔ Ｉ）ａ ｐｑ ）
（ｍｏｄ ｎ ）＝Ｍ＊＊ （Ｌ −’） となる。
又受信者に対するネットワークＮＥＴ、のノードＮ、の
公開パラメータに、”は、 Ｋ、′＝ Ｍ＊＊（ＰＷｊ＋ −’ １３弓ｐ３−’Ｉ）ｑ −’
Ｉ）ａ−’ｐ、−’）となり、受信者は、パスワードＰ
ＷＲと、ノード番号Ｎ８間の岐路の素数！、を除く他の
残りの岐路の素数Ｐ３＋ Ｐ？ ＋ Ｐａ ＋
Ｐ９の幕乗剰余演算処理を行って共通鍵ｚｚ、’を生成
する。即ち、ＺＺＡ ’ ＝ＫＡ＊＊（ＰＷｉ １１
３ ｐｔ ｐａ ｐｌ ）（ｌＩｏｄ ｎ）＝Ｍ＊＊
（１３−ｔ） となる。従って、ＺＺＡ＝ＺＺＡ ′となるから、送信
者と受信者とは、第１サブブロツクのネットワークＮＥ
Ｔ、について同一の共通鍵を生成することができる。
公開パラメータに、”は、 Ｋ、′＝ Ｍ＊＊（ＰＷｊ＋ −’ １３弓ｐ３−’Ｉ）ｑ −’
Ｉ）ａ−’ｐ、−’）となり、受信者は、パスワードＰ
ＷＲと、ノード番号Ｎ８間の岐路の素数！、を除く他の
残りの岐路の素数Ｐ３＋ Ｐ？ ＋ Ｐａ ＋
Ｐ９の幕乗剰余演算処理を行って共通鍵ｚｚ、’を生成
する。即ち、ＺＺＡ ’ ＝ＫＡ＊＊（ＰＷｉ １１
３ ｐｔ ｐａ ｐｌ ）（ｌＩｏｄ ｎ）＝Ｍ＊＊
（１３−ｔ） となる。従って、ＺＺＡ＝ＺＺＡ ′となるから、送信
者と受信者とは、第１サブブロツクのネットワークＮＥ
Ｔ、について同一の共通鍵を生成することができる。
又送信者に対して第２サブブロツクＡ２対応のネットワ
ークＮＥＴ、のノード番号Ｎ、の公開バラメータに、は
、 Ｋ、＝ Ｍ＊＊（ＰＷｓ −’ｋｓ −’Ｑ＋ −’Ｑｓ −’
Ｑｓ −’Ｑ＋ｏ −’）となり、送信者は、パスワー
ドＰＷ、と、ノード番号ＮＳ、Ｎ４間の岐路の素数９１
゜を除く他の残りの岐路の素数ｋｓ＋ Ｑ＋ ＋
ｑｓ＋ ｑｓの罵乗剰余演算処理を行って共通鍵ＺＺ
Ｂを生成する。即ち、 Ｚ Ｚｍ −Ｋｍ ＊申（ＰＷｓ ｋｓ Ｑ＋ Ｑｓ
Ｑａ ） （＋＋＋ｏｄ ｎ ）＝Ｍ＊＊（ｑｔ。−１
） となる。
ークＮＥＴ、のノード番号Ｎ、の公開バラメータに、は
、 Ｋ、＝ Ｍ＊＊（ＰＷｓ −’ｋｓ −’Ｑ＋ −’Ｑｓ −’
Ｑｓ −’Ｑ＋ｏ −’）となり、送信者は、パスワー
ドＰＷ、と、ノード番号ＮＳ、Ｎ４間の岐路の素数９１
゜を除く他の残りの岐路の素数ｋｓ＋ Ｑ＋ ＋
ｑｓ＋ ｑｓの罵乗剰余演算処理を行って共通鍵ＺＺ
Ｂを生成する。即ち、 Ｚ Ｚｍ −Ｋｍ ＊申（ＰＷｓ ｋｓ Ｑ＋ Ｑｓ
Ｑａ ） （＋＋＋ｏｄ ｎ ）＝Ｍ＊＊（ｑｔ。−１
） となる。
又受信者に対するネットワークＮＥＴ、の公開パラメー
タＫＩＩ ＋は、 Ｋｌ ′− Ｍ＊本（ＰＨ＠ −’に４ −”ｑｔ −’Ｑ６
−’Ｑ９ −’ｑｔ。 −１）となり、受信者は、パス
ワードＰＷＲと、ノード番号Ｎｓ、Ｎａ間の岐路の素数
９１゜を除く他の残りの岐路の素数ｋ＜ ＋ ｑｚ
＋ ｑａ ＋ ｑ９の罵乗剰余演算処理を行って共
通鍵ｚｚ、’を生成する。
タＫＩＩ ＋は、 Ｋｌ ′− Ｍ＊本（ＰＨ＠ −’に４ −”ｑｔ −’Ｑ６
−’Ｑ９ −’ｑｔ。 −１）となり、受信者は、パス
ワードＰＷＲと、ノード番号Ｎｓ、Ｎａ間の岐路の素数
９１゜を除く他の残りの岐路の素数ｋ＜ ＋ ｑｚ
＋ ｑａ ＋ ｑ９の罵乗剰余演算処理を行って共
通鍵ｚｚ、’を生成する。
即ち、
ＺＺＢ ’ ＋＝ＫＢ ｍ率（ＰＷＲｋ４ Ｑ
ｇ Ｑ６ Ｑｑ ）（ｍｏｄ ｎ）＝Ｍ＊＊
（ｑ＋。−１） となる。従って、ｚｚ、＝ｚｚ、’となるから、送信者
と受信者とは、第２サブブロツクのネットワークＮＥＴ
２について同一の共通鍵を生成することができる。
ｇ Ｑ６ Ｑｑ ）（ｍｏｄ ｎ）＝Ｍ＊＊
（ｑ＋。−１） となる。従って、ｚｚ、＝ｚｚ、’となるから、送信者
と受信者とは、第２サブブロツクのネットワークＮＥＴ
２について同一の共通鍵を生成することができる。
又送信者に対して第３サブブロツクＡ３対応のネットワ
ークＮＥＴ、のノード番号Ｎ２の公開パラメータＫＣは
、 Ｋ、＝ Ｍ＊＊（ＰＷｓ −’ｈ −”ｒａ −’ｒｓ −’ｒ
ｂ −１ｒ、 −’）となり、送信者は、パスワード
ＰＷ、と、ノード番号Ｎ、、Ｎ、間の岐路の素数ｒ４を
除く他の残りの岐路の素数ｔｔ＋ ｒｓ＋ ｒ６＋
ｒｔの喜乗剰余演算処理を行って共通ＷＩＺＺｃを
生成する。即ち、 Ｚ Ｚｃ −Ｋｃ ”（ＰＷｓ ｈ ｒａ ｒｂ ｒｔ
） （Ｉｌｏｄ ｎ ）＝Ｍ率＊（ｒ４−’） となる。
ークＮＥＴ、のノード番号Ｎ２の公開パラメータＫＣは
、 Ｋ、＝ Ｍ＊＊（ＰＷｓ −’ｈ −”ｒａ −’ｒｓ −’ｒ
ｂ −１ｒ、 −’）となり、送信者は、パスワード
ＰＷ、と、ノード番号Ｎ、、Ｎ、間の岐路の素数ｒ４を
除く他の残りの岐路の素数ｔｔ＋ ｒｓ＋ ｒ６＋
ｒｔの喜乗剰余演算処理を行って共通ＷＩＺＺｃを
生成する。即ち、 Ｚ Ｚｃ −Ｋｃ ”（ＰＷｓ ｈ ｒａ ｒｂ ｒｔ
） （Ｉｌｏｄ ｎ ）＝Ｍ率＊（ｒ４−’） となる。
又受信者に対するネットワークＮＥＴ、の公開パラメー
タＫＣ’は、 ＫＣ’＝ Ｍ＊＊ＣＰＷ、 −’ｔ、 −’ｒ、 −１ｒ、 −１
ｒ、−１ｒ４−’）となり、受信者は、パスワードＰＷ
Ｒと、ノード番号Ｎ、、Ｎ、間の岐路の素数ｒ４を除く
他の残りの岐路の素数ｔＩ ｒ ｒ Ｉ ＋ ｒ ！
＋ ｒ ３の冨乗剰余演算処理を行って共通鍵ＺＺｃ’
を生成する。
タＫＣ’は、 ＫＣ’＝ Ｍ＊＊ＣＰＷ、 −’ｔ、 −’ｒ、 −１ｒ、 −１
ｒ、−１ｒ４−’）となり、受信者は、パスワードＰＷ
Ｒと、ノード番号Ｎ、、Ｎ、間の岐路の素数ｒ４を除く
他の残りの岐路の素数ｔＩ ｒ ｒ Ｉ ＋ ｒ ！
＋ ｒ ３の冨乗剰余演算処理を行って共通鍵ＺＺｃ’
を生成する。
即ち、
Ｚ Ｚｃ ＝Ｋｓ ＄１（ＰＷｉ ｔｔ ｒｔ ｒｉ
ｒ３）（ｍｏｄ ｎ）＝Ｍ本傘 （ｒ４−’） となる。従って、ＺＺｃ＝ＺＺｃ’となるから、送信者
と受信者とは、第３サブブロツクのネットワークＮＥＴ
、について同一の共通鍵を生成することができる。
ｒ３）（ｍｏｄ ｎ）＝Ｍ本傘 （ｒ４−’） となる。従って、ＺＺｃ＝ＺＺｃ’となるから、送信者
と受信者とは、第３サブブロツクのネットワークＮＥＴ
、について同一の共通鍵を生成することができる。
前述のように、送信者と受信者とは、ＩＤ情報をサブブ
ロックＡ１〜Ａ、に分割し、サブブロック対応の圧縮変
換出力ＡＩ １〜Ａ！ ’を、完全グラフのネットワ
ークＮＥＴ、−ＮＥＴ、のノード番号Ｎ ｔ ”” Ｎ
ｓに割付け、又岐路に素数を割付けて、送信者と受信
者とのノード間を接続する岐路の素数を除く残りの岐路
の素数を、公開パラメータに、〜Ｋｃに順次葛乗剰余演
算を施すことにより、サブブロック対応の共通鍵ＺＺＡ
””ＺＺ。
ロックＡ１〜Ａ、に分割し、サブブロック対応の圧縮変
換出力ＡＩ １〜Ａ！ ’を、完全グラフのネットワ
ークＮＥＴ、−ＮＥＴ、のノード番号Ｎ ｔ ”” Ｎ
ｓに割付け、又岐路に素数を割付けて、送信者と受信
者とのノード間を接続する岐路の素数を除く残りの岐路
の素数を、公開パラメータに、〜Ｋｃに順次葛乗剰余演
算を施すことにより、サブブロック対応の共通鍵ＺＺＡ
””ＺＺ。
ＺＺＡ ′〜ｚｚｃ ’を生成することができる。
送信者に於いては、この共通鍵ｚＺＡ〜ＺＺＣをハツシ
ング処理部１１と同様の構成のハツシング処理部１４に
加えて圧縮処理し、所定の長さの暗号鍵ＫＥＹを生成し
、この暗号鍵ＫＥＹにより暗号化処理部１５に於いて平
文を暗号文に変換して送信する。又受信者に於いては、
前述の共通鍵ＺＺＡ ′〜ＺＺｃ’を圧縮処理して所定
の長さの暗号鍵ＫＥＹを生成して、受信した暗号文を平
文に復号することになる。即ち、送信者と受信者とが暗
号鍵ＫＥＹを共有して暗号通信を行うことができる。
ング処理部１１と同様の構成のハツシング処理部１４に
加えて圧縮処理し、所定の長さの暗号鍵ＫＥＹを生成し
、この暗号鍵ＫＥＹにより暗号化処理部１５に於いて平
文を暗号文に変換して送信する。又受信者に於いては、
前述の共通鍵ＺＺＡ ′〜ＺＺｃ’を圧縮処理して所定
の長さの暗号鍵ＫＥＹを生成して、受信した暗号文を平
文に復号することになる。即ち、送信者と受信者とが暗
号鍵ＫＥＹを共有して暗号通信を行うことができる。
本発明は、前述の実施例にのみ限定されるものではなく
、種々付加変更することができるものであり、例えば、
送信者及び受信者のパスワードＰＷ、、ＰＷえは省略す
ることも可能であり、又ＩＤ情報は、住所のみでなく、
他の個人情報等を用いることも可能である。
、種々付加変更することができるものであり、例えば、
送信者及び受信者のパスワードＰＷ、、ＰＷえは省略す
ることも可能であり、又ＩＤ情報は、住所のみでなく、
他の個人情報等を用いることも可能である。
以上説明したように、本発明は、通信相手のＩＤ情報を
複数のサブブロックに分割し、各サブブロックをハツシ
ング処理して、その値で完全グラフのノード番号を割付
け、又岐路に素数を割付けて、通信当事者間の岐路の数
を除く残りの岐路の素数を、公開パラメータに罵乗剰余
演算処理してサブブロック対応の共通鍵を生成し、各共
通鍵をまとめてハツシング処理して暗号鍵を生成するも
のであり、表現の自由度が大きいＩＤ情報から暗号鍵を
生成することができ、センタからの公開簿の配布並びに
その管理を行うことなく、暗号通信が可能となる利点が
ある。
複数のサブブロックに分割し、各サブブロックをハツシ
ング処理して、その値で完全グラフのノード番号を割付
け、又岐路に素数を割付けて、通信当事者間の岐路の数
を除く残りの岐路の素数を、公開パラメータに罵乗剰余
演算処理してサブブロック対応の共通鍵を生成し、各共
通鍵をまとめてハツシング処理して暗号鍵を生成するも
のであり、表現の自由度が大きいＩＤ情報から暗号鍵を
生成することができ、センタからの公開簿の配布並びに
その管理を行うことなく、暗号通信が可能となる利点が
ある。
第１図は本発明の原理説明図、第２図は本発明の実施例
のブロック図、第３図はハツシング処理部の説明図、第
４図（ａ）〜（Ｃ）及び第５図（ａ）〜（Ｃ）は完全グ
ラフのネットワークの説明図である。 １は第１のハツシング処理部、２は完全グラフ岐路生成
部、 ３は素数生成部、 ４は第２のハック ング処理部である。
のブロック図、第３図はハツシング処理部の説明図、第
４図（ａ）〜（Ｃ）及び第５図（ａ）〜（Ｃ）は完全グ
ラフのネットワークの説明図である。 １は第１のハツシング処理部、２は完全グラフ岐路生成
部、 ３は素数生成部、 ４は第２のハック ング処理部である。
Claims (2)
- （１）、暗号鍵を共有して暗号通信を行う為の暗号鍵共
有制御方式に於いて、 通信相手のＩＤ情報を複数のサブブロックに分割して圧
縮処理し、該サブブロック対応の圧縮出力を、該サブブ
ロック対応の完全グラフのネットワークのノード番号に
割付け、且つ該完全グラフの岐路の総てに素数を割付け
、該岐路の中の前記通信相手と繋がる岐路の素数を除く
残りの岐路の素数を公開パラメーターに順次纂乗剰余演
算処理を行って、前記サブブロック対応の共通鍵を生成
し、該共通鍵の圧縮処理により前記通信相手と共有する
暗号鍵を生成する ことを特徴とする暗号鍵共有制御方式。 - （２）、暗号鍵を共有して暗号通信を行う為の暗号鍵共
有制御方式に於いて、 第１のハッシング処理部（１）と、完全グラフ岐路生成
部（２）と、素数生成部（３）と、第２のハッシング処
理部（４）とを備え、 前記第１のハッシング処理部（１）により、通信相手の
ＩＤ情報を複数のサブブロックに分割して、前サブブロ
ックのハッシング処理出力と、後サブブロックとの排他
的論理和出力をハッシング処理し、前記サブブロック対
応の圧縮処理出力を求めて前記完全グラフ岐路生成部（
２）に加え、該完全グラフ岐路生成部（２）により、前
記サブブロック対応の圧縮処理出力を、該サブブロック
対応の完全グラフのネットワークのノード番号に割付け
、且つ該完全グラフの岐路の総てに前記素数生成部（３
）から独立の素数を割付け、該岐路の中の前記通信相手
と繋がる岐路の素数を除く残りの岐路の素数を、公開パ
ラメータに順次纂乗剰余処理を行って、前記サブブロッ
ク対応の共通鍵を生成し、 前記第２のハッシング処理部（４）により、前記サブブ
ロック対応の共通鍵を組合せてハッシング関数により圧
縮処理し、前記通信相手と共有する暗号鍵を生成する ことを特徴とする暗号鍵共有制御方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2272383A JPH04150428A (ja) | 1990-10-12 | 1990-10-12 | 暗号鍵共有制御方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2272383A JPH04150428A (ja) | 1990-10-12 | 1990-10-12 | 暗号鍵共有制御方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH04150428A true JPH04150428A (ja) | 1992-05-22 |
Family
ID=17513121
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2272383A Pending JPH04150428A (ja) | 1990-10-12 | 1990-10-12 | 暗号鍵共有制御方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH04150428A (ja) |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| EP0660565A2 (en) * | 1993-12-22 | 1995-06-28 | Canon Kabushiki Kaisha | A method and network for communicating between a group of entities a text encrypted using an encryption key intrinsic to the group of entities in a network having a plurality of entities and a center |
| US7798594B2 (en) * | 2003-05-06 | 2010-09-21 | Lexmark International, Inc. | Method of authenticating a consumable |
| US8099791B1 (en) | 2004-06-25 | 2012-01-17 | Lexmark International, Inc. | Method of authenticating a consumable in an imaging device |
-
1990
- 1990-10-12 JP JP2272383A patent/JPH04150428A/ja active Pending
Cited By (5)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| EP0660565A2 (en) * | 1993-12-22 | 1995-06-28 | Canon Kabushiki Kaisha | A method and network for communicating between a group of entities a text encrypted using an encryption key intrinsic to the group of entities in a network having a plurality of entities and a center |
| EP0660565A3 (en) * | 1993-12-22 | 1996-03-27 | Canon Kk | Method and network for encrypted text transmission within a group of units using a key that is specific to the group of units in a network with a plurality of units and a central office. |
| US5966449A (en) * | 1993-12-22 | 1999-10-12 | Canon Kabushiki Kaisha | Method and network for communicating between a group of entities a text encrypted using an encryption key intrinsic to the group of entities in a network having a plurality of entities and a center |
| US7798594B2 (en) * | 2003-05-06 | 2010-09-21 | Lexmark International, Inc. | Method of authenticating a consumable |
| US8099791B1 (en) | 2004-06-25 | 2012-01-17 | Lexmark International, Inc. | Method of authenticating a consumable in an imaging device |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| JP2022183325A (ja) | ウォレット管理システムと併せたブロックチェーンベースのシステムのための暗号鍵のセキュアなマルチパーティ損失耐性のある記憶及び転送 | |
| CN107196926B (zh) | 一种云外包隐私集合比较方法与装置 | |
| Almaiah et al. | A new hybrid text encryption approach over mobile ad hoc network | |
| JP4547158B2 (ja) | バイリニアマッピングを使用する署名スキーム | |
| Abadi et al. | O-PSI: delegated private set intersection on outsourced datasets | |
| TWI821248B (zh) | 用以移轉數位資產支配權之電腦實施方法及系統 | |
| JP2004279526A (ja) | 秘密再構成方法、分散秘密再構成装置、及び秘密再構成システム | |
| WO2012071728A1 (zh) | 一种云存储数据加密方法、装置及系统 | |
| US20060026426A1 (en) | Identifier-based signcryption with two trusted authorities | |
| CN104158880A (zh) | 一种用户端云数据共享解决方法 | |
| CN107086912B (zh) | 一种异构存储系统中的密文转换方法、解密方法及系统 | |
| Khoirom et al. | Audio encryption using ameliorated ElGamal public key encryption over finite field | |
| CN115694777A (zh) | 基于同态加密的隐私集合求交方法、装置、设备及介质 | |
| CN110855425A (zh) | 一种轻量级多方协同sm9密钥生成、密文解密方法与介质 | |
| JP2001211154A (ja) | 秘密鍵生成方法，暗号化方法及び暗号通信方法 | |
| CN107682158B (zh) | 一种可托管的认证加密方法 | |
| US20050135610A1 (en) | Identifier-based signcryption | |
| CN109831305A (zh) | 基于非对称密钥池的抗量子计算签密方法和系统 | |
| CA2742530C (en) | Masking the output of random number generators in key generation protocols | |
| JPWO2021111211A5 (ja) | ||
| Wang et al. | A new secure data deduplication approach supporting user traceability | |
| Nguyen et al. | No-key protocol for deniable encryption | |
| JP4305049B2 (ja) | 秘密分散方法、秘密分散システム、及び分散演算装置 | |
| JPH04150428A (ja) | 暗号鍵共有制御方式 | |
| CN114697001B (zh) | 一种基于区块链的信息加密传输方法、设备及介质 |