JPH04213243A - 利用者認証方法 - Google Patents
利用者認証方法Info
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- JPH04213243A JPH04213243A JP2409816A JP40981690A JPH04213243A JP H04213243 A JPH04213243 A JP H04213243A JP 2409816 A JP2409816 A JP 2409816A JP 40981690 A JP40981690 A JP 40981690A JP H04213243 A JPH04213243 A JP H04213243A
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- 238000012545 processing Methods 0.000 claims abstract description 8
- 238000012795 verification Methods 0.000 claims abstract description 5
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- 238000004364 calculation method Methods 0.000 description 4
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- 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
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、送信者の身元を確認す
る方式に関し、特に、安全性が高く、かつ、通信量を削
減可能な、効率の良い利用者認証方式に関する。
る方式に関し、特に、安全性が高く、かつ、通信量を削
減可能な、効率の良い利用者認証方式に関する。
【０００２】
【従来の技術】従来、提案されている方式としては、Ｆ
ｉａｔとＳｈａｍｉｒの方式がある。これは、以下の如
きものである。
ｉａｔとＳｈａｍｉｒの方式がある。これは、以下の如
きものである。
【外１】
上記（ｍｏｄ Ｎ）における平方根の計算は、Ｎの素因
数（ＰとＱ）が分かっているときのみ実行できる。その
方法は、例えば、ＲａｂｉｎＭ．Ｏ．により“Ｄｉｇｉ
ｔａｌｉｚｅｄ Ｓｉｇｎａｔｕｒｅｓａｎｄ Ｐｕｂ
ｌｉｃ−ｋｅｙ Ｆｕｎｃｔｉｏｎｓ ａｓ Ｉｎｔｒ
ａｃｔａｂｌｅ ａｓ Ｆａｃｔｏｒｉｚａｔｉｏｎ”
（Ｔｅｃｈ．Ｒｅｐ．ＭＩＴ／ＬＣＳ／ＴＲ−２１２
ＭＩＴ Ｌａｂ．Ｃｏｍｐｕｔ．Ｓｃｉ．１９７９）
に示されている。 また、平方根の計算装置の具体的な構成例は、本出願人
による特許出願「公開鍵暗号システム」（特願昭６１−
１６９３５０号 明細書参照）に示されている。送信者
Ａは、認証者Ｂに対して、Ａが本物であることを次の手
順で証明する。
数（ＰとＱ）が分かっているときのみ実行できる。その
方法は、例えば、ＲａｂｉｎＭ．Ｏ．により“Ｄｉｇｉ
ｔａｌｉｚｅｄ Ｓｉｇｎａｔｕｒｅｓａｎｄ Ｐｕｂ
ｌｉｃ−ｋｅｙ Ｆｕｎｃｔｉｏｎｓ ａｓ Ｉｎｔｒ
ａｃｔａｂｌｅ ａｓ Ｆａｃｔｏｒｉｚａｔｉｏｎ”
（Ｔｅｃｈ．Ｒｅｐ．ＭＩＴ／ＬＣＳ／ＴＲ−２１２
ＭＩＴ Ｌａｂ．Ｃｏｍｐｕｔ．Ｓｃｉ．１９７９）
に示されている。 また、平方根の計算装置の具体的な構成例は、本出願人
による特許出願「公開鍵暗号システム」（特願昭６１−
１６９３５０号 明細書参照）に示されている。送信者
Ａは、認証者Ｂに対して、Ａが本物であることを次の手
順で証明する。
【外２】
上述の方式の詳細については、Ｆｉａｔ Ａ． ａｎｄ
Ｓｈａｍｉｒ Ａ：“Ｈｏｗ ｔｏ ｐｒｏｖｅｙｏ
ｕｒｓｅｌｆ：Ｐｒａｃｔｉｃａｌ ｓｏｌｕｔｉｏｎ
ｔｏ ｉｄｅｎｔｉｆｉｃａｔｉｏｎ ａｎｄ ｓｉ
ｇｎａｔｕｒｅ ｐｒｏｂｌｅｍｓ”，Ｐｒｏｃｅｅｄ
ｉｎｇｓ ｏｆ Ｃｒｙｐｔｏ ８６，Ｓａｎｔａ Ｂ
ａｒｂａｒａ，Ａｕｇ．１９８６，ｐｐ．１８−１−１
８−７に記述されている。この方式については、計算量
理論的な手法で、安全性が証明されている。つまり、こ
の方式は、零知識証明となることが、前述のＦｉａｔと
Ｓｈａｍｉｒの論文で証明されている。利用者認証方式
が零知識証明であるならば、如何なる不正行為も困難で
あるが、計算量理論的観点から保証される。
Ｓｈａｍｉｒ Ａ：“Ｈｏｗ ｔｏ ｐｒｏｖｅｙｏ
ｕｒｓｅｌｆ：Ｐｒａｃｔｉｃａｌ ｓｏｌｕｔｉｏｎ
ｔｏ ｉｄｅｎｔｉｆｉｃａｔｉｏｎ ａｎｄ ｓｉ
ｇｎａｔｕｒｅ ｐｒｏｂｌｅｍｓ”，Ｐｒｏｃｅｅｄ
ｉｎｇｓ ｏｆ Ｃｒｙｐｔｏ ８６，Ｓａｎｔａ Ｂ
ａｒｂａｒａ，Ａｕｇ．１９８６，ｐｐ．１８−１−１
８−７に記述されている。この方式については、計算量
理論的な手法で、安全性が証明されている。つまり、こ
の方式は、零知識証明となることが、前述のＦｉａｔと
Ｓｈａｍｉｒの論文で証明されている。利用者認証方式
が零知識証明であるならば、如何なる不正行為も困難で
あるが、計算量理論的観点から保証される。
【０００３】
【発明が解決しようとする課題】しかし、ＦｉａｔとＳ
ｈａｍｉｒの方式では、通信文のビット数は（１０００
×ｔ＋ｋ×ｔ）ビットであり、安全性を確保するにはあ
る程度の大きさのｋとｔを選ぶ必要があるので、通信量
が大きくなり、転送情報量が大きいことが問題である。 本発明は上記事情に鑑みてなされたもので、その目的と
するところは、従来の技術における上述の如き問題を解
消し、転送情報量を少なくすることが可能な利用者認証
方式を提供することにある。
ｈａｍｉｒの方式では、通信文のビット数は（１０００
×ｔ＋ｋ×ｔ）ビットであり、安全性を確保するにはあ
る程度の大きさのｋとｔを選ぶ必要があるので、通信量
が大きくなり、転送情報量が大きいことが問題である。 本発明は上記事情に鑑みてなされたもので、その目的と
するところは、従来の技術における上述の如き問題を解
消し、転送情報量を少なくすることが可能な利用者認証
方式を提供することにある。
【０００４】
【課題を解決するための手段】本発明の上記目的は、利
用者の正当性を確認するための利用者認証を実現するシ
ステムであって、以下の各項を含むことを特徴とする利
用者認証方式によって達成される。 （１）システム加入時に利用者が一度だけ行う初期情報
設定段階において、 （ａ）システムに加入した前記利用者（被認証者）は、
ディジタル署名の公開鍵および秘密鍵を生成し、秘密鍵
を秘密に保持し、公開鍵を公開情報として被認証者の識
別情報（ＩＤ）と対にして、公開鍵管理簿もしくは認証
者の管理簿に登録する。 （２）初期情報設定段階以降の認証処理段階において、
（ａ）最初に、被認証者は乱数Ｒ，Ｕを生成し、公開の
一方向性関数Ｆを用いてＸ＝Ｆ（Ｒ，Ｕ）を計算し、そ
れを自分のＩＤとともに認証者に送信する。 （ｂ）前記ＸおよびＩＤを受信した認証者は、ＩＤに基
づいて前記管理簿から公開鍵を検索した後、乱数Ｙを生
成し、それを被認証者に送信する。 （ｃ）前記乱数Ｙを受信した被認証者は、適当な関数Ｈ
を用いてＭ＝Ｈ（Ｒ，Ｙ）を計算し、Ｍに対するディジ
タル署名Ｓを被認証者の秘密鍵を用いて生成し、Ｓ，Ｒ
，Ｕを認証者に送信する。 （ｄ）前記Ｓ，Ｒ，Ｕを受信した認証者は、前述の一方
向性関数Ｆを用いてＸ＝Ｆ（Ｒ，Ｕ）を満足しているか
否かを検証し、満足していなければ認証結果を不合格と
して処理を終了し、満足していれば、前述の関数Ｈを用
いて、Ｍ＝Ｈ（Ｒ，Ｙ）を計算し、Ｍとそのディジタル
署名Ｓの正当性を被認証者の公開鍵を用いて検証し、そ
の検証に合格すれば被認証者の正当性を確認する。
用者の正当性を確認するための利用者認証を実現するシ
ステムであって、以下の各項を含むことを特徴とする利
用者認証方式によって達成される。 （１）システム加入時に利用者が一度だけ行う初期情報
設定段階において、 （ａ）システムに加入した前記利用者（被認証者）は、
ディジタル署名の公開鍵および秘密鍵を生成し、秘密鍵
を秘密に保持し、公開鍵を公開情報として被認証者の識
別情報（ＩＤ）と対にして、公開鍵管理簿もしくは認証
者の管理簿に登録する。 （２）初期情報設定段階以降の認証処理段階において、
（ａ）最初に、被認証者は乱数Ｒ，Ｕを生成し、公開の
一方向性関数Ｆを用いてＸ＝Ｆ（Ｒ，Ｕ）を計算し、そ
れを自分のＩＤとともに認証者に送信する。 （ｂ）前記ＸおよびＩＤを受信した認証者は、ＩＤに基
づいて前記管理簿から公開鍵を検索した後、乱数Ｙを生
成し、それを被認証者に送信する。 （ｃ）前記乱数Ｙを受信した被認証者は、適当な関数Ｈ
を用いてＭ＝Ｈ（Ｒ，Ｙ）を計算し、Ｍに対するディジ
タル署名Ｓを被認証者の秘密鍵を用いて生成し、Ｓ，Ｒ
，Ｕを認証者に送信する。 （ｄ）前記Ｓ，Ｒ，Ｕを受信した認証者は、前述の一方
向性関数Ｆを用いてＸ＝Ｆ（Ｒ，Ｕ）を満足しているか
否かを検証し、満足していなければ認証結果を不合格と
して処理を終了し、満足していれば、前述の関数Ｈを用
いて、Ｍ＝Ｈ（Ｒ，Ｙ）を計算し、Ｍとそのディジタル
署名Ｓの正当性を被認証者の公開鍵を用いて検証し、そ
の検証に合格すれば被認証者の正当性を確認する。
【０００５】
【作用】前述のＦｉａｔとＳｈａｍｉｒの方式では、認
証処理において、Ｙｅｓ／Ｎｏ（１ビット）の質問応答
を繰り返した形を基本に構成しているため、通信量が多
くなるのに対して、本発明に係る利用者認証方式におい
ては、数１００ビットの質問応答を １回だけ行う形を
基本に構成しているため、通信量を削減することができ
る。なお、前述のＦｉａｔとＳｈａｍｉｒの方式がべき
乗演算に限定された方式であるのに対して、本発明に係
る方式は任意のディジタル署名方式を基本として構成す
ることができる点も有利な点である。
証処理において、Ｙｅｓ／Ｎｏ（１ビット）の質問応答
を繰り返した形を基本に構成しているため、通信量が多
くなるのに対して、本発明に係る利用者認証方式におい
ては、数１００ビットの質問応答を １回だけ行う形を
基本に構成しているため、通信量を削減することができ
る。なお、前述のＦｉａｔとＳｈａｍｉｒの方式がべき
乗演算に限定された方式であるのに対して、本発明に係
る方式は任意のディジタル署名方式を基本として構成す
ることができる点も有利な点である。
【０００６】
【実施例】以下、本発明の実施例を図面に基づいて詳細
に説明する。図２は、本発明の一実施例の全体構成を示
すブロック図である。図中、１００は認証を受ける利用
者（または局）、２００は認証を行う認証者（または局
）を示しており、これらが、安全でない通信路３００を
介して結合されているとする。まず、システムに加入し
た局１００は、システム加入時に、局が基本的に一度だ
け行う初期情報設定段階において、以下に示す手順で、
公開鍵と秘密鍵を生成し、公開鍵を、認証を受ける利用
者の識別情報（ＩＤ）と対にして、公開鍵管理簿もしく
は認証者２００に登録する。図３は、図２におけるシス
テムに加入した局１００の初期情報設定段階の処理を示
すブロック図である。ここでは、処理に用いるディジタ
ル署名アルゴリズムを定め、暗号鍵生成器１２０を用い
て、公開鍵Ａと秘密鍵Ｂを生成する。なお、後述する署
名作成器が用いる署名作成関数ＧＢ，署名検証器が用い
る署名検証関数ＶＡ，更に、一方向性関数演算器１４０
が用いる一方向性関数Ｆおよび他の関数演算器１６０が
用いる関数Ｈを定める。また、上で定めたもののうち、
公開鍵Ａと一方向性関数Ｆとを公開情報とし、秘密鍵Ｂ
を秘密情報とする。なお、ディジタル署名方式としては
、本発明者による方式（“Ａ Ｆａｓｔ Ｓｉｇｎａｔ
ｕｒｅ Ｓｃｈｅｍｅ Ｂａｓｅｄ ｏｎ Ｃｏｎｇｒ
ｕｅｔｉａｌ ＰｏｌｙｎｏｍｉｎａｌＯｐｅｒａｔｉ
ｏｎｓ”ＩＥＥＥ Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ ｏｎ
Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ Ｔｈｅｏｒｙ，ｖｏｌ．３６
，Ｎｏ．１，ｐｐ．４７−５３，１９９０参照）等があ
る。上述の一方向性関数とは、Ｆ（ｘ）の計算は容易で
あるが、Ｆ（ｘ）からｘを求めるのが困難な関数である
。一方向性関数Ｆは、高速の慣用暗号化装置、例えば、
ＤＥＳ暗号（例えば、Ｄａｔａ Ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ
Ｓｔａｎｄａｒｄ Ｆｅｄｅｒａｌ Ｉｎｆｏｒｍａ
ｔｉｏｎＰｒｏｃｅｓｓｉｎｇ Ｓｔａｎｄａｒｄｓ
Ｐｕｂｌｉｃａｔｉｏｎ ４６，１９７７参照），ＦＥ
ＡＬ暗号（例えば、宮口等著「ＦＥＡＬ暗号の拡張」，
ＮＴＴ Ｒ＆Ｄ，ｖｏｌ．３９，Ｎｏ．１０，ｐｐ．１
４３９−１４５０，１９９０参照）およびハッシュ関数
（例えば、宮口等著「１２８ビットハッシュ関数“Ｎ−
Ｈａｓｈ”」，ＮＴＴ Ｒ＆Ｄ，ｖｏｌ．３９，Ｎｏ．
１０，ｐｐ．１４５１−１４５８，１９９０参照）等を
用いて構成できる。この場合、Ｆ（ｘ）の計算時間は殆
んど無視できる。 なお、以下に説明する実施例においては、一方向性関数
演算器１４０への入力が二つ（ＲとＵ）あるが、例えば
、Ｒ‖Ｕ（ＲとＵを連結したもの）を一方向性関数演算
器１４０への入力としても良い。また、ＦＥＡＬ暗号等
の暗号関数を用いる場合、Ｒを暗号関数へ入力する平文
、Ｕを鍵として入力し、Ｆ（Ｒ，Ｕ）をそのとき出力さ
れる暗号文として実現することも可能である。また、上
述の関数Ｈの例としては、排他的論理和を用いた関数，
剰余演算を用いた関数等が考えられる。これらの処理は
非常に高速であり、その計算時間は殆んど無視できる。
に説明する。図２は、本発明の一実施例の全体構成を示
すブロック図である。図中、１００は認証を受ける利用
者（または局）、２００は認証を行う認証者（または局
）を示しており、これらが、安全でない通信路３００を
介して結合されているとする。まず、システムに加入し
た局１００は、システム加入時に、局が基本的に一度だ
け行う初期情報設定段階において、以下に示す手順で、
公開鍵と秘密鍵を生成し、公開鍵を、認証を受ける利用
者の識別情報（ＩＤ）と対にして、公開鍵管理簿もしく
は認証者２００に登録する。図３は、図２におけるシス
テムに加入した局１００の初期情報設定段階の処理を示
すブロック図である。ここでは、処理に用いるディジタ
ル署名アルゴリズムを定め、暗号鍵生成器１２０を用い
て、公開鍵Ａと秘密鍵Ｂを生成する。なお、後述する署
名作成器が用いる署名作成関数ＧＢ，署名検証器が用い
る署名検証関数ＶＡ，更に、一方向性関数演算器１４０
が用いる一方向性関数Ｆおよび他の関数演算器１６０が
用いる関数Ｈを定める。また、上で定めたもののうち、
公開鍵Ａと一方向性関数Ｆとを公開情報とし、秘密鍵Ｂ
を秘密情報とする。なお、ディジタル署名方式としては
、本発明者による方式（“Ａ Ｆａｓｔ Ｓｉｇｎａｔ
ｕｒｅ Ｓｃｈｅｍｅ Ｂａｓｅｄ ｏｎ Ｃｏｎｇｒ
ｕｅｔｉａｌ ＰｏｌｙｎｏｍｉｎａｌＯｐｅｒａｔｉ
ｏｎｓ”ＩＥＥＥ Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ ｏｎ
Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ Ｔｈｅｏｒｙ，ｖｏｌ．３６
，Ｎｏ．１，ｐｐ．４７−５３，１９９０参照）等があ
る。上述の一方向性関数とは、Ｆ（ｘ）の計算は容易で
あるが、Ｆ（ｘ）からｘを求めるのが困難な関数である
。一方向性関数Ｆは、高速の慣用暗号化装置、例えば、
ＤＥＳ暗号（例えば、Ｄａｔａ Ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ
Ｓｔａｎｄａｒｄ Ｆｅｄｅｒａｌ Ｉｎｆｏｒｍａ
ｔｉｏｎＰｒｏｃｅｓｓｉｎｇ Ｓｔａｎｄａｒｄｓ
Ｐｕｂｌｉｃａｔｉｏｎ ４６，１９７７参照），ＦＥ
ＡＬ暗号（例えば、宮口等著「ＦＥＡＬ暗号の拡張」，
ＮＴＴ Ｒ＆Ｄ，ｖｏｌ．３９，Ｎｏ．１０，ｐｐ．１
４３９−１４５０，１９９０参照）およびハッシュ関数
（例えば、宮口等著「１２８ビットハッシュ関数“Ｎ−
Ｈａｓｈ”」，ＮＴＴ Ｒ＆Ｄ，ｖｏｌ．３９，Ｎｏ．
１０，ｐｐ．１４５１−１４５８，１９９０参照）等を
用いて構成できる。この場合、Ｆ（ｘ）の計算時間は殆
んど無視できる。 なお、以下に説明する実施例においては、一方向性関数
演算器１４０への入力が二つ（ＲとＵ）あるが、例えば
、Ｒ‖Ｕ（ＲとＵを連結したもの）を一方向性関数演算
器１４０への入力としても良い。また、ＦＥＡＬ暗号等
の暗号関数を用いる場合、Ｒを暗号関数へ入力する平文
、Ｕを鍵として入力し、Ｆ（Ｒ，Ｕ）をそのとき出力さ
れる暗号文として実現することも可能である。また、上
述の関数Ｈの例としては、排他的論理和を用いた関数，
剰余演算を用いた関数等が考えられる。これらの処理は
非常に高速であり、その計算時間は殆んど無視できる。
【０００７】次に、局１００が局２００に対して、自分
の正当性を証明する利用者認証手順について説明する。 以下の説明では、局１００を被認証者、局２００を認証
者と呼ぶことにする。もちろん、局２００が被認証者、
局１００が認証者として動作することも可能である。以
下、図４，図１（ａ）および（ｂ）に基づいて、認証手
順を説明する。なお、図４は、被認証者と認証者の通信
文の交信の様子を示す図、図１（ａ）および同（ｂ）は
、図４に示した交信に係る被認証者１００および認証者
２００の利用者認証処理を示すブロック図である。利用
者認証手順は、以下の通りである。 ステップ１：まず、被認証者１００は、乱数発生器１１
０を用いて乱数Ｒ，Ｕを生成し、一方向性関数演算器１
４０により、公開の一方向性関数Ｆを用いて、Ｘ＝Ｆ（
Ｒ，Ｕ）を計算し、それを自分のＩＤとともに認証者２
００に送信する。 ステップ２：認証者２００は、受信したＩＤに基づき管
理簿２７０から前述の公開鍵Ａを検索した後、乱数発生
器２１０を用いて乱数Ｙを生成して、これを被認証者１
００に送信する。 ステップ３：被認証者１００は、関数演算器１６０を用
いてＭ＝（Ｒ，Ｙ）を計算した後、秘密鍵Ｂをメモリ１
５０から取り出し、これを用いて、署名作成器１８０に
より、前述の署名作成関数ＧＢを用いて、Ｓ＝ＧＢ（Ｍ
）を計算し、Ｓ，ＵおよびＲを認証者２００に送信する
。 ステップ４：認証者２００は、一方向性関数演算器２４
０により、受信した乱数Ｒ，Ｕから、一方向性関数Ｆを
用いてＦ（Ｒ，Ｕ）を計算し、その値が前述の、ステッ
プ１で被認証者から受信したＸ＝Ｆ（Ｒ，Ｕ）と一致す
るか否かを、一致検査器２３０で検査する。ここで、検
査に合格しなければ、「不合格」を出力して認証処理を
終了する。また、上述の検査に合格した場合には、次に
、関数演算器１６０を用いて、Ｍ＝Ｈ（Ｒ，Ｙ）を計算
し、ＭとＳとＡを署名検証器２９０に入力する。署名検
証器２９０では、前述の署名検証関数ＶＡ（Ｍ，Ｓ）＝
０を満足するか否かを検査する。署名検証器２９０は、
ＶＡ（Ｍ，Ｓ）＝０を満足する場合「合格」を、そうで
なければ「不合格」を出力して、処理を終了する。 なお、上述のステップ１でのＩＤの送信はステップ３で
行っても良く、また、パラメータＵは省略しても良い。
の正当性を証明する利用者認証手順について説明する。 以下の説明では、局１００を被認証者、局２００を認証
者と呼ぶことにする。もちろん、局２００が被認証者、
局１００が認証者として動作することも可能である。以
下、図４，図１（ａ）および（ｂ）に基づいて、認証手
順を説明する。なお、図４は、被認証者と認証者の通信
文の交信の様子を示す図、図１（ａ）および同（ｂ）は
、図４に示した交信に係る被認証者１００および認証者
２００の利用者認証処理を示すブロック図である。利用
者認証手順は、以下の通りである。 ステップ１：まず、被認証者１００は、乱数発生器１１
０を用いて乱数Ｒ，Ｕを生成し、一方向性関数演算器１
４０により、公開の一方向性関数Ｆを用いて、Ｘ＝Ｆ（
Ｒ，Ｕ）を計算し、それを自分のＩＤとともに認証者２
００に送信する。 ステップ２：認証者２００は、受信したＩＤに基づき管
理簿２７０から前述の公開鍵Ａを検索した後、乱数発生
器２１０を用いて乱数Ｙを生成して、これを被認証者１
００に送信する。 ステップ３：被認証者１００は、関数演算器１６０を用
いてＭ＝（Ｒ，Ｙ）を計算した後、秘密鍵Ｂをメモリ１
５０から取り出し、これを用いて、署名作成器１８０に
より、前述の署名作成関数ＧＢを用いて、Ｓ＝ＧＢ（Ｍ
）を計算し、Ｓ，ＵおよびＲを認証者２００に送信する
。 ステップ４：認証者２００は、一方向性関数演算器２４
０により、受信した乱数Ｒ，Ｕから、一方向性関数Ｆを
用いてＦ（Ｒ，Ｕ）を計算し、その値が前述の、ステッ
プ１で被認証者から受信したＸ＝Ｆ（Ｒ，Ｕ）と一致す
るか否かを、一致検査器２３０で検査する。ここで、検
査に合格しなければ、「不合格」を出力して認証処理を
終了する。また、上述の検査に合格した場合には、次に
、関数演算器１６０を用いて、Ｍ＝Ｈ（Ｒ，Ｙ）を計算
し、ＭとＳとＡを署名検証器２９０に入力する。署名検
証器２９０では、前述の署名検証関数ＶＡ（Ｍ，Ｓ）＝
０を満足するか否かを検査する。署名検証器２９０は、
ＶＡ（Ｍ，Ｓ）＝０を満足する場合「合格」を、そうで
なければ「不合格」を出力して、処理を終了する。 なお、上述のステップ１でのＩＤの送信はステップ３で
行っても良く、また、パラメータＵは省略しても良い。
【０００８】上記実施例によれば、以下に説明する如く
、安全性および通信量削減の効果が得られる。すなわち
、 （１）安全性について： 完全性：正当な被認証者（Ｂを知っている）は、確率１
で合格する。 健全性：不正な被認証者（Ｂを知らない）は、任意の情
報Ｍに対して正しい署名を作成することが困難であるた
め、合格する確率は無視できるくらい低い。機密性：認
証者がどのようなＲを選択・転送しても、正しい被認証
者がＵをラ ンダムに選べば、Ｍの値はランダムに分布するため、特
定の値に対する署名を認証者が得ることはできず、認証
者が被認証者の秘密情報に関する有効な情報を得ること
はできない。 （２）通信量について：
、安全性および通信量削減の効果が得られる。すなわち
、 （１）安全性について： 完全性：正当な被認証者（Ｂを知っている）は、確率１
で合格する。 健全性：不正な被認証者（Ｂを知らない）は、任意の情
報Ｍに対して正しい署名を作成することが困難であるた
め、合格する確率は無視できるくらい低い。機密性：認
証者がどのようなＲを選択・転送しても、正しい被認証
者がＵをラ ンダムに選べば、Ｍの値はランダムに分布するため、特
定の値に対する署名を認証者が得ることはできず、認証
者が被認証者の秘密情報に関する有効な情報を得ること
はできない。 （２）通信量について：
【外３】
通信文のビット数を、Ｎが５１２ビットでｋ＝４，ｔ＝
５（前述の論文中の推奨値）の場合で比較すると、Ｆｉ
ａｔとＳｈａｍｉｒの方式：５１２０＋２０＋ＩＤのビ
ット数本実施例の場合：９１２＋ＩＤのビット数となり
、本実施例の場合、通信量は、前述のＦｉａｔとＳｈａ
ｍｉｒの方式の場合の約１／５で済むことになる。これ
は顕著な効果ということができる。なお、上記実施例は
本発明の一例を示すものであり、本発明はこれに限定さ
れるべきものではないことは言うまでもない。
５（前述の論文中の推奨値）の場合で比較すると、Ｆｉ
ａｔとＳｈａｍｉｒの方式：５１２０＋２０＋ＩＤのビ
ット数本実施例の場合：９１２＋ＩＤのビット数となり
、本実施例の場合、通信量は、前述のＦｉａｔとＳｈａ
ｍｉｒの方式の場合の約１／５で済むことになる。これ
は顕著な効果ということができる。なお、上記実施例は
本発明の一例を示すものであり、本発明はこれに限定さ
れるべきものではないことは言うまでもない。
【０００９】
【発明の効果】以上、詳細に説明した如く、本発明によ
れば、安全性を確保しながら、転送情報量を少なくする
ことが可能な利用者認証方式を実現できるという顕著な
効果を奏するものである。
れば、安全性を確保しながら、転送情報量を少なくする
ことが可能な利用者認証方式を実現できるという顕著な
効果を奏するものである。
【００１０】
【図１】本発明の一実施例における被認証者および認証
者の利用者認証処理を示すブロック図である。
者の利用者認証処理を示すブロック図である。
【図２】実施例の全体構成を示すブロック図である。
【図３】システムに加入した局の初期情報設定段階の処
理を示すブロック図である。
理を示すブロック図である。
【図４】被認証者と認証者の通信文の交信の様子を示す
図である。
図である。
１００：被認証局、２００：認証局、３００：通信路、
１１０，２１０：乱数発生器、１２０：暗号鍵生成器、
１４０，２４０：一方向性関数演算器、１５０：メモリ
、１６０，２６０：関数演算器、１８０：署名作成器、
２３０：一致検査器、２７０：（公開）管理簿、２９０
：署名検証器。
１１０，２１０：乱数発生器、１２０：暗号鍵生成器、
１４０，２４０：一方向性関数演算器、１５０：メモリ
、１６０，２６０：関数演算器、１８０：署名作成器、
２３０：一致検査器、２７０：（公開）管理簿、２９０
：署名検証器。
Claims (1)
- 【請求項１】 利用者の正当性を確認するための利用
者認証を実現するシステムであって、以下の各項を含む
ことを特徴とする利用者認証方式。 （１）システム加入時に利用者が一度だけ行う初期情報
設定段階において、 （ａ）システムに加入した前記利用者（被認証者）は、
ディジタル署名の公開鍵および秘密鍵を生成し、秘密鍵
を秘密に保持し、公開鍵を公開情報として被認証者の識
別情報（ＩＤ）と対にして、公開鍵管理簿もしくは認証
者の管理簿に登録する。 （２）初期情報設定段階以降の認証処理段階において、
（ａ）最初に、被認証者は乱数Ｒ，Ｕを生成し、公開の
一方向性関数Ｆを用いてＸ＝Ｆ（Ｒ，Ｕ）を計算し、そ
れを自分のＩＤとともに認証者に送信する。 （ｂ）前記ＸおよびＩＤを受信した認証者は、ＩＤに基
づいて前記管理簿から公開鍵を検索した後、乱数Ｙを生
成し、それを被認証者に送信する。 （ｃ）前記乱数Ｙを受信した被認証者は、適当な関数Ｈ
を用いてＭ＝Ｈ（Ｒ，Ｙ）を計算し、Ｍに対するディジ
タル署名Ｓを被認証者の秘密鍵を用いて生成し、Ｓ，Ｒ
，Ｕを認証者に送信する。 （ｄ）前記Ｓ，Ｒ，Ｕを受信した認証者は、前述の一方
向性関数Ｆを用いてＸ＝Ｆ（Ｒ，Ｕ）を満足しているか
否かを検証し、満足していなければ認証結果を不合格と
して処理を終了し、満足していれば、前述の関数Ｈを用
いて、Ｍ＝Ｈ（Ｒ，Ｙ）を計算し、Ｍとそのディジタル
署名Ｓの正当性を被認証者の公開鍵を用いて検証し、そ
の検証に合格すれば被認証者の正当性を確認する。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2409816A JP2513169B2 (ja) | 1990-12-10 | 1990-12-10 | 利用者認証方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2409816A JP2513169B2 (ja) | 1990-12-10 | 1990-12-10 | 利用者認証方法 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH04213243A true JPH04213243A (ja) | 1992-08-04 |
| JP2513169B2 JP2513169B2 (ja) | 1996-07-03 |
Family
ID=18519094
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2409816A Expired - Lifetime JP2513169B2 (ja) | 1990-12-10 | 1990-12-10 | 利用者認証方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2513169B2 (ja) |
Cited By (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH06204998A (ja) * | 1992-08-31 | 1994-07-22 | American Teleph & Telegr Co <Att> | データ通信装置およびデータ通信方法 |
| JP2002542664A (ja) * | 1999-04-08 | 2002-12-10 | フランス テレコム | 小さなサイズの情報内容を使用したメッセージの認証および署名ならびにそのためのシステム |
| JP2006303751A (ja) * | 2005-04-19 | 2006-11-02 | Sony Corp | 通信システム，通信方法および通信端末 |
| CN106936590A (zh) * | 2017-04-26 | 2017-07-07 | 郭至涵 | 用户合法性验证方法和装置 |
-
1990
- 1990-12-10 JP JP2409816A patent/JP2513169B2/ja not_active Expired - Lifetime
Cited By (6)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH06204998A (ja) * | 1992-08-31 | 1994-07-22 | American Teleph & Telegr Co <Att> | データ通信装置およびデータ通信方法 |
| JP2002542664A (ja) * | 1999-04-08 | 2002-12-10 | フランス テレコム | 小さなサイズの情報内容を使用したメッセージの認証および署名ならびにそのためのシステム |
| JP4737834B2 (ja) * | 1999-04-08 | 2011-08-03 | フランス・テレコム | 小さなサイズの情報内容を使用したメッセージの認証および署名ならびにそのためのシステム |
| JP2006303751A (ja) * | 2005-04-19 | 2006-11-02 | Sony Corp | 通信システム，通信方法および通信端末 |
| JP4706317B2 (ja) * | 2005-04-19 | 2011-06-22 | ソニー株式会社 | 通信システム，通信方法および通信端末 |
| CN106936590A (zh) * | 2017-04-26 | 2017-07-07 | 郭至涵 | 用户合法性验证方法和装置 |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JP2513169B2 (ja) | 1996-07-03 |
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