JPH04265031A - 公開キー使用制御方法および装置 - Google Patents
公開キー使用制御方法および装置Info
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- JPH04265031A JPH04265031A JP3278902A JP27890291A JPH04265031A JP H04265031 A JPH04265031 A JP H04265031A JP 3278902 A JP3278902 A JP 3278902A JP 27890291 A JP27890291 A JP 27890291A JP H04265031 A JPH04265031 A JP H04265031A
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- JP
- Japan
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- public key
- key
- integrity
- control vector
- cryptographic device
- Prior art date
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- Granted
Links
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Classifications
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L9/00—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols
- H04L9/08—Key distribution or management, e.g. generation, sharing or updating, of cryptographic keys or passwords
- H04L9/088—Usage controlling of secret information, e.g. techniques for restricting cryptographic keys to pre-authorized uses, different access levels, validity of crypto-period, different key- or password length, or different strong and weak cryptographic algorithms
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L2209/00—Additional information or applications relating to cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communication H04L9/00
- H04L2209/26—Testing cryptographic entity, e.g. testing integrity of encryption key or encryption algorithm
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L9/00—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols
- H04L9/50—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols using hash chains, e.g. blockchains or hash trees
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Computer Security & Cryptography (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Storage Device Security (AREA)
- Mobile Radio Communication Systems (AREA)
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】
【産業上の使用分野】本発明は、一般に、データ処理技
術に関するもので、特に、データ処理における暗号アプ
リケーションに関するものである。
術に関するもので、特に、データ処理における暗号アプ
リケーションに関するものである。
【０００２】
【従来の技術】以下の特許出願および特許明細書は、本
願発明に関連し、これらを引用文献として使用している
。
願発明に関連し、これらを引用文献として使用している
。
【０００３】即ち、Ｂ．Ｂｒａｃｈｔｌらの米国特許第
４，８５０，０１７号，Ｓ．Ｍ．Ｍａｔｙａｓらの米国
特許第４，９４１，１７６号，Ｓ．Ｍ．Ｍａｔｙａｓら
の米国特許第４，９１８，７２８号，Ｓ．Ｍ．Ｍａｔｙ
ａｓらの米国特許第４，９２４，５１４号，Ｓ．Ｍ．Ｍ
ａｔｙａｓらの米国特許第４，９２４，５１５号，Ｂ．
Ｂｒａｃｈｔｌらの米国特許第４，９０８，８６１号明
細書およびＤ．Ａｂｒａｈａｍらの米国特許出願第００
４，５０１号明細書。
４，８５０，０１７号，Ｓ．Ｍ．Ｍａｔｙａｓらの米国
特許第４，９４１，１７６号，Ｓ．Ｍ．Ｍａｔｙａｓら
の米国特許第４，９１８，７２８号，Ｓ．Ｍ．Ｍａｔｙ
ａｓらの米国特許第４，９２４，５１４号，Ｓ．Ｍ．Ｍ
ａｔｙａｓらの米国特許第４，９２４，５１５号，Ｂ．
Ｂｒａｃｈｔｌらの米国特許第４，９０８，８６１号明
細書およびＤ．Ａｂｒａｈａｍらの米国特許出願第００
４，５０１号明細書。
【０００４】前記Ｓ．Ｍ．Ｍａｔｙａｓらの引用特許明
細書に記載された暗号アーキテクチュアは、暗号キーを
、暗号キーの発行者により意図されるキーの使用に対し
許可を与える制御ベクトルと組合わせることに基づいて
いる。本発明によれば、制御ベクトルを使用して、種々
のキー管理機能、データ暗号機能および他のデータ処理
機能が可能となる。本発明によれば、システム管理責任
者は、適当な制御ベクトルを選択することによって、彼
自身のセキュリティ方法を柔軟に実行できる。暗号アー
キテクチュアにおける暗号装置（ＣＦ）が、前記Ｓ．Ｍ
．Ｍａｔｙａｓらの引用特許明細書に記載されている。 この暗号装置は命令プロセッサであり、一組の暗号命令
に対するもので、暗号化方法およびキー生成方法を実行
するものである。この暗号装置内のメモリによって、一
組の内部暗号変数を記憶する。これら暗号命令が、一組
の入力パラメータを一組の出力パラメータに変換するの
に必要とされる一連の処理ステップとして記述されてい
る。また、暗号装置アプリケーション・プログラムが前
記引用特許／特許出願明細書に記載されており、このプ
ログラムは、対応する入力／出力パラメータと共に、命
令ニーモニックとアドレスとから構成される各暗号命令
に対する呼び出し方法を呼び出しシーケンスとして規定
する。
細書に記載された暗号アーキテクチュアは、暗号キーを
、暗号キーの発行者により意図されるキーの使用に対し
許可を与える制御ベクトルと組合わせることに基づいて
いる。本発明によれば、制御ベクトルを使用して、種々
のキー管理機能、データ暗号機能および他のデータ処理
機能が可能となる。本発明によれば、システム管理責任
者は、適当な制御ベクトルを選択することによって、彼
自身のセキュリティ方法を柔軟に実行できる。暗号アー
キテクチュアにおける暗号装置（ＣＦ）が、前記Ｓ．Ｍ
．Ｍａｔｙａｓらの引用特許明細書に記載されている。 この暗号装置は命令プロセッサであり、一組の暗号命令
に対するもので、暗号化方法およびキー生成方法を実行
するものである。この暗号装置内のメモリによって、一
組の内部暗号変数を記憶する。これら暗号命令が、一組
の入力パラメータを一組の出力パラメータに変換するの
に必要とされる一連の処理ステップとして記述されてい
る。また、暗号装置アプリケーション・プログラムが前
記引用特許／特許出願明細書に記載されており、このプ
ログラムは、対応する入力／出力パラメータと共に、命
令ニーモニックとアドレスとから構成される各暗号命令
に対する呼び出し方法を呼び出しシーケンスとして規定
する。
【０００５】更に、公開キー暗号化アルゴリズムが、Ｄ
ｉｆｆｉｅおよびＨｅｌｌｍａｎ著の文献“Ｐｒｉｖａ
ｃｙ ａｎｄ Ａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎ：Ａ
ｎ Ｉｎｔｒｏｄｕｃｔｉｏｎ ｔｏ Ｃｒｙｐ
ｔｏｇｒａｐｈｙ”（ＩＥＥＥプロシーディング，１９
７９年３月Ｎｏ．３，ｖｏｌ．６７，第３９７−４２７
頁）に記載されている。公開キー・システムは、秘密キ
ー分配チャネルが十分なレベルの保全性を有する限り、
このチャネルを省略することに基いている。公開キー暗
号システムにおいては、暗号化と復号のための２個のキ
ーが用いられている。公開キー・アルゴリズム・システ
ムは、以下のように設計される。即ち、暗号化用反転キ
ーＰｕと、復号用キーＰｒのランダム対を容易に生成さ
せ、これらキーＰｕおよびＰｒと容易に動作するが、キ
ーＰｕからキーＰｒを演算できないように設計する。各
ユーザは、１対の反転変形キーＰｕおよびＰｒを生成す
る。ユーザは、復号用変形キーＰｒを秘密に保持し、暗
号用変形キーＰｕを公開ディレクトリに配置することに
よって、これを公開する。誰でも、メッセージを暗号化
し、これらメッセージをユーザに送信できるが、ユーザ
へのメッセージを誰も復号できない。キーＰｒで暗号化
し、キーＰｒで復号することもでき、これが望ましい場
合も多い。 このような理由により、キーＰｕは通常公開キーと称さ
れ、キーＰｒは秘密キーと称されている。公開キー暗号
システムから得られる特徴としては、メッセージの送信
者を特定できるディジタル署名を用意できることである
。例えば、ユーザＡが彼のサインしたメッセージＭをユ
ーザＢに送信したい場合に、ユーザＡはこのメッセージ
に彼の秘密キーＰｒを作用させて、署名済みメッセージ
Ｓ′を生成する。キーＰｒは、プライバシーを所望した
場合にユーザＡの暗号復号キーとして使用したが、この
キーをユーザＡの“暗号化”キーとして使用する。ユー
ザＢがメッセージＳを受信すると、彼は、ユーザＡの公
開キーＰｕを暗号文Ｓに作用させることによってメッセ
ージＭを回復できる。ユーザＡのメッセージを正しく復
号することによって、受信者Ｂは送信者Ａから到来した
最終的なプルーフが得られる。公開キー暗号の例が、米
国特許第４，２１８，５２８号，第４，２００，７７０
号，第４，４０５，８２９号明細書に開示されている。
ｉｆｆｉｅおよびＨｅｌｌｍａｎ著の文献“Ｐｒｉｖａ
ｃｙ ａｎｄ Ａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎ：Ａ
ｎ Ｉｎｔｒｏｄｕｃｔｉｏｎ ｔｏ Ｃｒｙｐ
ｔｏｇｒａｐｈｙ”（ＩＥＥＥプロシーディング，１９
７９年３月Ｎｏ．３，ｖｏｌ．６７，第３９７−４２７
頁）に記載されている。公開キー・システムは、秘密キ
ー分配チャネルが十分なレベルの保全性を有する限り、
このチャネルを省略することに基いている。公開キー暗
号システムにおいては、暗号化と復号のための２個のキ
ーが用いられている。公開キー・アルゴリズム・システ
ムは、以下のように設計される。即ち、暗号化用反転キ
ーＰｕと、復号用キーＰｒのランダム対を容易に生成さ
せ、これらキーＰｕおよびＰｒと容易に動作するが、キ
ーＰｕからキーＰｒを演算できないように設計する。各
ユーザは、１対の反転変形キーＰｕおよびＰｒを生成す
る。ユーザは、復号用変形キーＰｒを秘密に保持し、暗
号用変形キーＰｕを公開ディレクトリに配置することに
よって、これを公開する。誰でも、メッセージを暗号化
し、これらメッセージをユーザに送信できるが、ユーザ
へのメッセージを誰も復号できない。キーＰｒで暗号化
し、キーＰｒで復号することもでき、これが望ましい場
合も多い。 このような理由により、キーＰｕは通常公開キーと称さ
れ、キーＰｒは秘密キーと称されている。公開キー暗号
システムから得られる特徴としては、メッセージの送信
者を特定できるディジタル署名を用意できることである
。例えば、ユーザＡが彼のサインしたメッセージＭをユ
ーザＢに送信したい場合に、ユーザＡはこのメッセージ
に彼の秘密キーＰｒを作用させて、署名済みメッセージ
Ｓ′を生成する。キーＰｒは、プライバシーを所望した
場合にユーザＡの暗号復号キーとして使用したが、この
キーをユーザＡの“暗号化”キーとして使用する。ユー
ザＢがメッセージＳを受信すると、彼は、ユーザＡの公
開キーＰｕを暗号文Ｓに作用させることによってメッセ
ージＭを回復できる。ユーザＡのメッセージを正しく復
号することによって、受信者Ｂは送信者Ａから到来した
最終的なプルーフが得られる。公開キー暗号の例が、米
国特許第４，２１８，５２８号，第４，２００，７７０
号，第４，４０５，８２９号明細書に開示されている。
【０００６】これら従来の公開キー暗号システムにおけ
る問題は、送信者からの公開キーを１以上の受信者へ分
配する場合である。盗聴者が、この送信者の公開キーを
自己の公開キーに差し替え、且つ、受信者へ送られる差
し替えられた公開キーに対応する彼自身の対応秘密キー
を保持する場合には、盗聴者は偽のメッセージを受信者
へ送信することができ、受信者はこれらメッセージが本
当に、元の送り主より到来したかどうかを決定する方法
が無い。用語“データ保全性”は、受信者によって受信
されたデータ・ユニットが、受信データ・ユニットが帰
属する送信者によって送られたデータ・ユニットと同じ
であると信頼できる程度を表すために用いられる。
る問題は、送信者からの公開キーを１以上の受信者へ分
配する場合である。盗聴者が、この送信者の公開キーを
自己の公開キーに差し替え、且つ、受信者へ送られる差
し替えられた公開キーに対応する彼自身の対応秘密キー
を保持する場合には、盗聴者は偽のメッセージを受信者
へ送信することができ、受信者はこれらメッセージが本
当に、元の送り主より到来したかどうかを決定する方法
が無い。用語“データ保全性”は、受信者によって受信
されたデータ・ユニットが、受信データ・ユニットが帰
属する送信者によって送られたデータ・ユニットと同じ
であると信頼できる程度を表すために用いられる。
【０００７】
【発明が解決しようとする課題】従って、本発明の目的
は、公開キー暗号システムにおける公開キーを分配する
改良された方法を提供することにある。
は、公開キー暗号システムにおける公開キーを分配する
改良された方法を提供することにある。
【０００８】また、本発明の他の目的は、データ受信の
保全性のレベルに基いて、公開キーの使用を制御するこ
とである。
保全性のレベルに基いて、公開キーの使用を制御するこ
とである。
【０００９】
【課題を解決するための手段】これらの目的、特徴およ
び利点は、以下に開示した本発明によって実現される。 即ち、公開キーの受取り保全性のレベルに基いて、公開
キーの使用を制限する方法および装置が開示されている
。これらの方法および装置によれば、公開キー・アルゴ
リズムを使用して通信する一対の暗号装置を有する公開
キー暗号システムの応用が見出される。この方法によれ
ば、第１暗号装置で、公開キーと秘密キーとを生成する
ことで始まる。次に、公開キーと関連する制御ベクトル
を第１暗号装置で生成する。制御ベクトルは履歴フィー
ルドを有している。その後、公開キーと制御ベクトルを
、第１暗号装置から通信リンクを介して第２暗号装置に
、送信に対する複数レベルの受取り保全性の中から選ん
だ１つを使用して送信する。次に、第２暗号装置におい
て、公開キーと制御ベクトルとを検査して、通信保全性
の実際のレベルを決定する。更に、第２暗号装置によっ
て、受取り保全性の実際のレベルを特徴付ける値を制御
ベクトルの履歴フィールドに書込む。その後、第２暗号
装置によって制御ベクトル・チェックによって、公開キ
ーのための暗号化アプリケーションを、制御ベクトルの
履歴フィールドによって特徴付けられた保全性の実際の
レベルより大きなレベルでない保全性レベルを要求する
アプリケーションのみに制限する。
び利点は、以下に開示した本発明によって実現される。 即ち、公開キーの受取り保全性のレベルに基いて、公開
キーの使用を制限する方法および装置が開示されている
。これらの方法および装置によれば、公開キー・アルゴ
リズムを使用して通信する一対の暗号装置を有する公開
キー暗号システムの応用が見出される。この方法によれ
ば、第１暗号装置で、公開キーと秘密キーとを生成する
ことで始まる。次に、公開キーと関連する制御ベクトル
を第１暗号装置で生成する。制御ベクトルは履歴フィー
ルドを有している。その後、公開キーと制御ベクトルを
、第１暗号装置から通信リンクを介して第２暗号装置に
、送信に対する複数レベルの受取り保全性の中から選ん
だ１つを使用して送信する。次に、第２暗号装置におい
て、公開キーと制御ベクトルとを検査して、通信保全性
の実際のレベルを決定する。更に、第２暗号装置によっ
て、受取り保全性の実際のレベルを特徴付ける値を制御
ベクトルの履歴フィールドに書込む。その後、第２暗号
装置によって制御ベクトル・チェックによって、公開キ
ーのための暗号化アプリケーションを、制御ベクトルの
履歴フィールドによって特徴付けられた保全性の実際の
レベルより大きなレベルでない保全性レベルを要求する
アプリケーションのみに制限する。
【００１０】
【実施例】図１は、通信ネットワーク１０を示すネット
ワーク・ブロック図であり、このネットワーク１０にデ
ータ・プロセッサ２０，２０′および２０″を含む複数
のデータ・プロセッサが接続されている。これらデータ
・プロセッサの各々には、図１で示したように、暗号シ
ステムが含まれている。即ち、データ・プロセッサ２０
には暗号システム２２が設けられ、データ・プロセッサ
２０′には暗号システム２２′が設けられ、更に、プロ
セッサ２０″には暗号システム２２″が設けられている
。これらプロセッサの各々によって、１以上のアプリケ
ーションの処理をサポートする。これらアプリケーショ
ンは、アプリケーション・データの暗号化，復号および
認証ならびに暗号キーの生成および導入等の暗号サービ
スへのアクセスを必要とする。これら暗号サービスは、
暗号システムの各々における安全な暗号装置により与え
られる。ネットワークは、データ・プロセッサに対し、
暗号化されたデータおよびキーを送信および受信する手
段を与える。種々のプロトコル、即ち、フォーマットお
よび手順ルールによって、これら通信データ・プロセッ
サ間の暗号量の交換を制御して、これらプロセッサ間の
相互運用性を確保する。
ワーク・ブロック図であり、このネットワーク１０にデ
ータ・プロセッサ２０，２０′および２０″を含む複数
のデータ・プロセッサが接続されている。これらデータ
・プロセッサの各々には、図１で示したように、暗号シ
ステムが含まれている。即ち、データ・プロセッサ２０
には暗号システム２２が設けられ、データ・プロセッサ
２０′には暗号システム２２′が設けられ、更に、プロ
セッサ２０″には暗号システム２２″が設けられている
。これらプロセッサの各々によって、１以上のアプリケ
ーションの処理をサポートする。これらアプリケーショ
ンは、アプリケーション・データの暗号化，復号および
認証ならびに暗号キーの生成および導入等の暗号サービ
スへのアクセスを必要とする。これら暗号サービスは、
暗号システムの各々における安全な暗号装置により与え
られる。ネットワークは、データ・プロセッサに対し、
暗号化されたデータおよびキーを送信および受信する手
段を与える。種々のプロトコル、即ち、フォーマットお
よび手順ルールによって、これら通信データ・プロセッ
サ間の暗号量の交換を制御して、これらプロセッサ間の
相互運用性を確保する。
【００１１】図２は暗号システム２２を示す。この暗号
システム２２において、暗号装置（ＣＦ）３０は物理的
インターフェィスからの入力端子３７を有している。暗
号装置アクセス・プログラム（ＣＦＡＰ）３４を、イン
ターフェィス手段３１によって暗号装置３０に結合させ
る。暗号キー・データ・セット（ＣＫＤＳ）３２を、イ
ンターフェィス手段３３によってアクセス・プログラム
３４に接続する。アプリケーション・プログラム（ＡＰ
ＰＬ）３６をインターフェィス手段３５によってこのア
クセス・プログラム３４に接続する。
システム２２において、暗号装置（ＣＦ）３０は物理的
インターフェィスからの入力端子３７を有している。暗
号装置アクセス・プログラム（ＣＦＡＰ）３４を、イン
ターフェィス手段３１によって暗号装置３０に結合させ
る。暗号キー・データ・セット（ＣＫＤＳ）３２を、イ
ンターフェィス手段３３によってアクセス・プログラム
３４に接続する。アプリケーション・プログラム（ＡＰ
ＰＬ）３６をインターフェィス手段３５によってこのア
クセス・プログラム３４に接続する。
【００１２】暗号サービスのための代表的なリクエスト
が、ＡＰＰＬ３６によって、インターフェィス３５にお
けるＣＦＡＰ３４へのファンクション・コールを介して
始動する。このサービス・リクエストには、キーおよび
データ・パラメータならびにキー識別子が含まれており
、このキー識別子はＣＦＡＰ３４が使用してインターフ
ェィス３３におけるＣＫＤ３２からの暗号化したキーに
アクセスする。ＣＦＡＰ３４は、インターフェィス３１
にＣＦ３０への１個以上の暗号アクセス命令を与えるこ
とによってサービス・リクエストを処理する。また、Ｃ
Ｆ３０は、オプショナル物理的インターフェィス３７を
有し、これによって暗号変数のＣＦ３０への入力を指示
する。インターフェィス３１で呼び出された暗号アクセ
ス命令の各々は、ＣＦ３０によって処理された一組の入
力パラメータを有し、これによってＣＦ３０によりＣＦ
ＡＰ３４に戻す一組の出力パラメータを生成する。ＣＦ
ＡＰ３４は出力パラメータを、ＡＰＰＬ３６に戻すこと
もできる。また、このＣＦＡＰ３４は出力パラメータお
よび入力パラメータを使用して、続いて命令を呼び出す
こともできる。この出力パラメータに暗号化したキーが
含まれているならば、多くの場合、ＣＦＡＰ３４はＣＫ
ＤＳ３２中に、これら暗号化したキーを記憶することも
できる。
が、ＡＰＰＬ３６によって、インターフェィス３５にお
けるＣＦＡＰ３４へのファンクション・コールを介して
始動する。このサービス・リクエストには、キーおよび
データ・パラメータならびにキー識別子が含まれており
、このキー識別子はＣＦＡＰ３４が使用してインターフ
ェィス３３におけるＣＫＤ３２からの暗号化したキーに
アクセスする。ＣＦＡＰ３４は、インターフェィス３１
にＣＦ３０への１個以上の暗号アクセス命令を与えるこ
とによってサービス・リクエストを処理する。また、Ｃ
Ｆ３０は、オプショナル物理的インターフェィス３７を
有し、これによって暗号変数のＣＦ３０への入力を指示
する。インターフェィス３１で呼び出された暗号アクセ
ス命令の各々は、ＣＦ３０によって処理された一組の入
力パラメータを有し、これによってＣＦ３０によりＣＦ
ＡＰ３４に戻す一組の出力パラメータを生成する。ＣＦ
ＡＰ３４は出力パラメータを、ＡＰＰＬ３６に戻すこと
もできる。また、このＣＦＡＰ３４は出力パラメータお
よび入力パラメータを使用して、続いて命令を呼び出す
こともできる。この出力パラメータに暗号化したキーが
含まれているならば、多くの場合、ＣＦＡＰ３４はＣＫ
ＤＳ３２中に、これら暗号化したキーを記憶することも
できる。
【００１３】図３は暗号装置３０を示す。この暗号装置
３０を安全境界４０内に設ける。この装置３０には、実
行可能なコードとして実施できる暗号アルゴリズム４４
に結合された命令プロセッサ４２が設けられている。暗
号装置環境メモリ４６を命令プロセッサ４２に結合する
。図示したように、物理的インターフェィスをライン３
７を介してＣＦ環境メモリ４６に結合できる。命令プロ
セッサ４２をインターフェィス３１によって、暗号装置
アクセス・プログラム（ＣＦＡＰ）３４に結合させる。
３０を安全境界４０内に設ける。この装置３０には、実
行可能なコードとして実施できる暗号アルゴリズム４４
に結合された命令プロセッサ４２が設けられている。暗
号装置環境メモリ４６を命令プロセッサ４２に結合する
。図示したように、物理的インターフェィスをライン３
７を介してＣＦ環境メモリ４６に結合できる。命令プロ
セッサ４２をインターフェィス３１によって、暗号装置
アクセス・プログラム（ＣＦＡＰ）３４に結合させる。
【００１４】命令プロセッサ４２は機能素子であり、こ
の素子によってインターフェィス３１におけるＣＦＡＰ
アクセス命令によって呼び出された暗号マイクロ命令を
実行する。アクセス命令の各々に対して、まず第１に、
インターフェィス３１は、実行する特定のマイクロ命令
を選択するために使用する命令ニーモニックまたはオペ
レーション・コードを規定する。第２に、一組の入力パ
ラメータをＣＦＡＰ３４からＣＦ３０まで通過させる。 第３に、一組の出力パラメータをＣＦ３０によってＣＦ
ＡＰ３４まで戻す。命令プロセッサ４２は、暗号マイク
ロ命令メモリ４４に記憶されたマイクロ命令として実施
した暗号処理ステップの特定命令シーケンスを実行する
ことによって、選択された命令を実行する。暗号化処理
ステップの制御フローおよび続く出力は、入力パラメー
タの値およびＣＦ環境メモリ４６の内容に依存する。Ｃ
Ｆ環境メモリ４６は、一組の暗号変数、例えばキー，フ
ラグ，カウンタ，ＣＦ形成データ等から構成される。こ
れら変数は集合的に、ＣＦ３０内に記憶される。メモリ
４６内のＣＦ環境変数はインターフェィス３１によって
初期化される。即ち、入力パラメータを読込みＣＦ環境
メモリ４６にロードする特定のＣＦマイクロ命令の実行
によって初期化される。あるいは、初期化を、オプショ
ナル物理的インターフェィスを介して行うこともできる
。この物理的インターフェィスは、暗号変数をこのメモ
リ４６に、例えば付加したキー入力装置によって直接ロ
ードすることもできる。
の素子によってインターフェィス３１におけるＣＦＡＰ
アクセス命令によって呼び出された暗号マイクロ命令を
実行する。アクセス命令の各々に対して、まず第１に、
インターフェィス３１は、実行する特定のマイクロ命令
を選択するために使用する命令ニーモニックまたはオペ
レーション・コードを規定する。第２に、一組の入力パ
ラメータをＣＦＡＰ３４からＣＦ３０まで通過させる。 第３に、一組の出力パラメータをＣＦ３０によってＣＦ
ＡＰ３４まで戻す。命令プロセッサ４２は、暗号マイク
ロ命令メモリ４４に記憶されたマイクロ命令として実施
した暗号処理ステップの特定命令シーケンスを実行する
ことによって、選択された命令を実行する。暗号化処理
ステップの制御フローおよび続く出力は、入力パラメー
タの値およびＣＦ環境メモリ４６の内容に依存する。Ｃ
Ｆ環境メモリ４６は、一組の暗号変数、例えばキー，フ
ラグ，カウンタ，ＣＦ形成データ等から構成される。こ
れら変数は集合的に、ＣＦ３０内に記憶される。メモリ
４６内のＣＦ環境変数はインターフェィス３１によって
初期化される。即ち、入力パラメータを読込みＣＦ環境
メモリ４６にロードする特定のＣＦマイクロ命令の実行
によって初期化される。あるいは、初期化を、オプショ
ナル物理的インターフェィスを介して行うこともできる
。この物理的インターフェィスは、暗号変数をこのメモ
リ４６に、例えば付加したキー入力装置によって直接ロ
ードすることもできる。
【００１５】暗号装置安全境界４０の物理的な実施例に
は、以下の物理的なセキュリティ機能が組込まれている
。この実施例は、暗号装置３０へのアクセスが制限され
た内部当事者による検索を阻止する。用語“制限された
”は、日または週に対照して分または時間で測定される
。当事者は、制限された電子装置を使用する顧客側にお
いて探索攻撃を強制され、これは高性能な電子および機
械設備を使用する当事者の制御下の側で行われる実験的
攻撃とは対照的である。この物理的な実施例は、また、
種々の電子−機械的検出装置を使用して物理的な探索ま
たは割込みの実行を検出する。また、暗号装置３０の物
理的な実施例は、内部に記憶した秘密暗号変数のすべて
の零化を実行する。このような零化は、実行された探索
または割込みが検出された場合には、何時でも自動的に
行われる。また、この実施例は、内部に記憶した秘密暗
号変数の零化に対する手動設備を与える。前述した米国
特許出願第００４，５０１号明細書は、このような物理
的なセキュリティ機能をどのようにして実現できるかの
例を教示している。
は、以下の物理的なセキュリティ機能が組込まれている
。この実施例は、暗号装置３０へのアクセスが制限され
た内部当事者による検索を阻止する。用語“制限された
”は、日または週に対照して分または時間で測定される
。当事者は、制限された電子装置を使用する顧客側にお
いて探索攻撃を強制され、これは高性能な電子および機
械設備を使用する当事者の制御下の側で行われる実験的
攻撃とは対照的である。この物理的な実施例は、また、
種々の電子−機械的検出装置を使用して物理的な探索ま
たは割込みの実行を検出する。また、暗号装置３０の物
理的な実施例は、内部に記憶した秘密暗号変数のすべて
の零化を実行する。このような零化は、実行された探索
または割込みが検出された場合には、何時でも自動的に
行われる。また、この実施例は、内部に記憶した秘密暗
号変数の零化に対する手動設備を与える。前述した米国
特許出願第００４，５０１号明細書は、このような物理
的なセキュリティ機能をどのようにして実現できるかの
例を教示している。
【００１６】本発明によれば、暗号装置３０の命令プロ
セッサ４２を暗号マイクロ命令およびＣＦＡＰアクセス
命令によってプログラムし、これによって図４及び図５
のフロー・ダイヤグラムで示したような多数のキー管理
機能を実行して、暗号化ネットワーク中の公開キーの分
配をサポートする。公開キーおよび秘密キーの対を生成
させるための命令を与えて、公開キーを送出すると共に
、公開キーを受取り、制御ベクトルの適切な生成とチェ
ックによって、これら公開キーおよび秘密キーの連続的
使用を制御する。本発明によれば、図６は、第１のデー
タ・プロセッサ２０における公開キー１００とそれに対
応する制御キー１０２とを生成する過程ならびに制御ベ
クトル１０２の変更を示す。この制御ベクトルは、第２
データ・プロセッサ２０′で決定した受取り保全性の実
際のレベルに基いて、第２のデータ・プロセッサ２０′
へ送信し終わった後の制御ベクトルである。図６は、キ
ー１００と制御ベクトル１０２の送信に対する比較的低
レベルの保全性のシーケンスを示す。また図７は、送信
に対する中間レベルの保全性のシーケンスを示す。更に
、図８は送信に対する比較的高レベルの保全性のシーケ
ンスを示す。
セッサ４２を暗号マイクロ命令およびＣＦＡＰアクセス
命令によってプログラムし、これによって図４及び図５
のフロー・ダイヤグラムで示したような多数のキー管理
機能を実行して、暗号化ネットワーク中の公開キーの分
配をサポートする。公開キーおよび秘密キーの対を生成
させるための命令を与えて、公開キーを送出すると共に
、公開キーを受取り、制御ベクトルの適切な生成とチェ
ックによって、これら公開キーおよび秘密キーの連続的
使用を制御する。本発明によれば、図６は、第１のデー
タ・プロセッサ２０における公開キー１００とそれに対
応する制御キー１０２とを生成する過程ならびに制御ベ
クトル１０２の変更を示す。この制御ベクトルは、第２
データ・プロセッサ２０′で決定した受取り保全性の実
際のレベルに基いて、第２のデータ・プロセッサ２０′
へ送信し終わった後の制御ベクトルである。図６は、キ
ー１００と制御ベクトル１０２の送信に対する比較的低
レベルの保全性のシーケンスを示す。また図７は、送信
に対する中間レベルの保全性のシーケンスを示す。更に
、図８は送信に対する比較的高レベルの保全性のシーケ
ンスを示す。
【００１７】図４及び図５は、保全性の実際のレベルに
基づく送出公開キーを受信用データ・プロセッサで受取
るとき、公開キーの使用を制御する方法のフローを示す
。この方法はステップ４００から始まり、このステップ
では、公開キーＫＰｕ１００およびこれに対応する秘密
キーＫＰｒが、第１データ・プロセッサ２０で対として
生成される。次に、ステップ４０２において、この秘密
キーＫｐｒを第１データ・プロセッサ２０に記憶する。 ステップ４０４において、公開キーＫＰｕ１００の送出
は第１データ・プロセッサ２０で始まり、公開キーＫＰ
ｕを第２データ・プロセッサ２０′への送信を実行する
。
基づく送出公開キーを受信用データ・プロセッサで受取
るとき、公開キーの使用を制御する方法のフローを示す
。この方法はステップ４００から始まり、このステップ
では、公開キーＫＰｕ１００およびこれに対応する秘密
キーＫＰｒが、第１データ・プロセッサ２０で対として
生成される。次に、ステップ４０２において、この秘密
キーＫｐｒを第１データ・プロセッサ２０に記憶する。 ステップ４０４において、公開キーＫＰｕ１００の送出
は第１データ・プロセッサ２０で始まり、公開キーＫＰ
ｕを第２データ・プロセッサ２０′への送信を実行する
。
【００１８】次に、ステップ４０６では、公開キーＫＰ
ｕ１００およびこれと関連する制御ベクトルを第２デー
タ・プロセッサ２０′へ送信するための保全性のレベル
を選択する。ステップ４０８では、保全性のレベルの選
択が、高レベル，中間レベルまたは低レベルであるかが
示される。
ｕ１００およびこれと関連する制御ベクトルを第２デー
タ・プロセッサ２０′へ送信するための保全性のレベル
を選択する。ステップ４０８では、保全性のレベルの選
択が、高レベル，中間レベルまたは低レベルであるかが
示される。
【００１９】ステップ４１０において、低レベルの保全
性である第１レベルが選択されている。この例のデータ
フロー・ダイヤグラムが図６に示されている。ステップ
４１２において、第１制御ベクトルＣＶ１の生成が、空
白履歴フィールド１０４で実行される。保全性の所期レ
ベルを送信位置において、制御ベクトル・フィールド１
０３に書込むことができる。次のステップ４１４におい
て、公開キーＫＰｕおよび第１制御ベクトルＣＶ１を第
１データ・プロセッサ２０から通信ネットワーク１０を
介して第２データ・プロセッサ２０′へ送信する。これ
は、選択された低レベルである第１レベルの保全性を使
用して行われる。
性である第１レベルが選択されている。この例のデータ
フロー・ダイヤグラムが図６に示されている。ステップ
４１２において、第１制御ベクトルＣＶ１の生成が、空
白履歴フィールド１０４で実行される。保全性の所期レ
ベルを送信位置において、制御ベクトル・フィールド１
０３に書込むことができる。次のステップ４１４におい
て、公開キーＫＰｕおよび第１制御ベクトルＣＶ１を第
１データ・プロセッサ２０から通信ネットワーク１０を
介して第２データ・プロセッサ２０′へ送信する。これ
は、選択された低レベルである第１レベルの保全性を使
用して行われる。
【００２０】ステップ４１６において、第２データ・プ
ロセッサ２０′は、公開キーＫＰｕおよびこれに関連す
る制御ベクトルＣＶ１とを受取るステップを開始する。 ステップ４１８において、公開キーＫＰｕおよび制御ベ
クトルＣＶ１を、第２データ・プロセッサ２０′で受信
した実際のレベルの保全性に対して検査する。
ロセッサ２０′は、公開キーＫＰｕおよびこれに関連す
る制御ベクトルＣＶ１とを受取るステップを開始する。 ステップ４１８において、公開キーＫＰｕおよび制御ベ
クトルＣＶ１を、第２データ・プロセッサ２０′で受信
した実際のレベルの保全性に対して検査する。
【００２１】次に、本発明によれば、ステップ４２０は
、受信した実際レベルの保全性を第２データ・プロセッ
サ２０′における制御ベクトルＣＶ１の履歴フィールド
１０４に書込む。
、受信した実際レベルの保全性を第２データ・プロセッ
サ２０′における制御ベクトルＣＶ１の履歴フィールド
１０４に書込む。
【００２２】次のステップ４２２では、これら公開キー
ＫＰｕのすべてのアプリケーションを、以下のようなア
プリケーションのみに制限する。これらアプリケーショ
ンは、第１制御ベクトルＣＶ１の履歴フィールド１０４
中に書込まれた保全性の実際のレベルより大きくない保
全性レベルを要求する。
ＫＰｕのすべてのアプリケーションを、以下のようなア
プリケーションのみに制限する。これらアプリケーショ
ンは、第１制御ベクトルＣＶ１の履歴フィールド１０４
中に書込まれた保全性の実際のレベルより大きくない保
全性レベルを要求する。
【００２３】図４の選択ステップ４０８によって中間レ
ベルの保全性が公開キーＫＰｕおよびそれと関連する制
御ベクトルの送信に必要となることを決定した場合に、
この方法はステップ４２４に移る。本例のためのデータ
フロー・ダイヤグラムが図７に示されている。次に、ス
テップ４２６において、空白履歴フィールド１０４を有
する第２の制御ベクトルＣＶ２を、送信側、即ち、第１
データ・プロセッサ２０において生成する。また、ステ
ップ４２８において、公開キーＫＰｕおよびそれと関連
する制御ベクトルＣＶ２を第１データ・プロセッサ２０
から通信ネットワーク１０を経て第２データ・プロセッ
サ２０′へ、第２レベルの保全性を使用して送信する。
ベルの保全性が公開キーＫＰｕおよびそれと関連する制
御ベクトルの送信に必要となることを決定した場合に、
この方法はステップ４２４に移る。本例のためのデータ
フロー・ダイヤグラムが図７に示されている。次に、ス
テップ４２６において、空白履歴フィールド１０４を有
する第２の制御ベクトルＣＶ２を、送信側、即ち、第１
データ・プロセッサ２０において生成する。また、ステ
ップ４２８において、公開キーＫＰｕおよびそれと関連
する制御ベクトルＣＶ２を第１データ・プロセッサ２０
から通信ネットワーク１０を経て第２データ・プロセッ
サ２０′へ、第２レベルの保全性を使用して送信する。
【００２４】次に、第２データ・プロセッサ２０′では
、公開キーを受取るステップが、ステップ４３０で示し
たように始まる。次に、ステップ４３２では、公開キー
ＫＰｕおよび関連する制御ベクトルＣＶ２を、第２デー
タ・プロセッサ２０′で受信した実際のレベルの保全性
に対して検査する。
、公開キーを受取るステップが、ステップ４３０で示し
たように始まる。次に、ステップ４３２では、公開キー
ＫＰｕおよび関連する制御ベクトルＣＶ２を、第２デー
タ・プロセッサ２０′で受信した実際のレベルの保全性
に対して検査する。
【００２５】次に、本発明によれば、実際のレベルの保
全性を、ステップ４３４で示したように第２データ・プ
ロセッサにおいて、第２制御ベクトルＣＶ２の履歴フィ
ールド１０４に書込む。
全性を、ステップ４３４で示したように第２データ・プ
ロセッサにおいて、第２制御ベクトルＣＶ２の履歴フィ
ールド１０４に書込む。
【００２６】その後、ステップ４３６において、すべて
の公開キーＫＰｕのアプリケーションを、第２制御ベク
トルＣＶ２の履歴フィールドの実際のレベルより大きく
ないレベルの保全性を要求するアプリケーションのみに
制限する。
の公開キーＫＰｕのアプリケーションを、第２制御ベク
トルＣＶ２の履歴フィールドの実際のレベルより大きく
ないレベルの保全性を要求するアプリケーションのみに
制限する。
【００２７】図４および図５のフロー・ダイヤグラムに
示した方法において、選択ステップ４０８によって高レ
ベルの保全性が公開キーおよびそれの制御ベクトルの送
信のために選択されていることを決定した場合に、この
フロー・ダイヤグラムはステップ４３８に移る。この例
に対するデータフロー・ダイヤグラムが図８に示されて
いる。ステップ４４０で示すように、空白履歴フィール
ドを有する第３制御ベクトルＣＶ３を第１データ・プロ
セッサ２０において生成する。次に、ステップ４４２は
、公開キーＫＰｕおよびその第３制御ベクトルＣＶ３が
第１データ・プロセッサ２０から通信ネットワーク１０
を介して第２データ・プロセッサ２０′へ送信されるの
を示す。
示した方法において、選択ステップ４０８によって高レ
ベルの保全性が公開キーおよびそれの制御ベクトルの送
信のために選択されていることを決定した場合に、この
フロー・ダイヤグラムはステップ４３８に移る。この例
に対するデータフロー・ダイヤグラムが図８に示されて
いる。ステップ４４０で示すように、空白履歴フィール
ドを有する第３制御ベクトルＣＶ３を第１データ・プロ
セッサ２０において生成する。次に、ステップ４４２は
、公開キーＫＰｕおよびその第３制御ベクトルＣＶ３が
第１データ・プロセッサ２０から通信ネットワーク１０
を介して第２データ・プロセッサ２０′へ送信されるの
を示す。
【００２８】次に、ステップ４４４は、第２データ・プ
ロセッサ２０′において公開キーを受取る受取りステッ
プの開始を示す。次に、これら公開キーＫＰｕおよび制
御ベクトルＣＶ３を、ステップ４４６で示すように、第
２データ・プロセッサ２０′で受信した実際のレベルの
保全性に対して検査する。
ロセッサ２０′において公開キーを受取る受取りステッ
プの開始を示す。次に、これら公開キーＫＰｕおよび制
御ベクトルＣＶ３を、ステップ４４６で示すように、第
２データ・プロセッサ２０′で受信した実際のレベルの
保全性に対して検査する。
【００２９】次に、本発明によれば、実際のレベルの保
全性を、第２データ・プロセッサ２０′における制御ベ
クトルＣＶ３の履歴フィールド１０４に書込む。
全性を、第２データ・プロセッサ２０′における制御ベ
クトルＣＶ３の履歴フィールド１０４に書込む。
【００３０】その後、ステップ４５０では、公開キーＫ
Ｐｕのすべてのアプリケーションを、第３制御ベクトル
ＣＶ３の履歴フィールド１０４に書込まれた保全性の実
際のレベルより大きくないレベルの保全性を要求するア
プリケーションのみに制限する。
Ｐｕのすべてのアプリケーションを、第３制御ベクトル
ＣＶ３の履歴フィールド１０４に書込まれた保全性の実
際のレベルより大きくないレベルの保全性を要求するア
プリケーションのみに制限する。
【００３１】図６は、図４の方法ステップ４１０〜４２
２に示した低保全性送信の一例のデータフロー・ダイヤ
グラムを示す。図６において、公開キーＫＰｕ１００お
よび制御ベクトルＣＶ１０２が、データ・プロセッサ２
０である送信位置に示されている。所期の保全性フィー
ルド１０３と保全性履歴フィールド１０４を有する制御
ベクトル１０２が示されている。所期の保全性フィール
ド１０３は任意であり、送信位置すなわちデータ・プロ
セッサ２０で書き込まれた２進値を有している。この２
進値は、第２データ・プロセッサ２０′である受信位置
への送信についての所期の保全性を表している。本例に
おいては、保全性のレベルは、低レベルのものに対して
は２進値“０１”で、中間レベルの保全性に対しては２
進値“１０”で、高レベルの保全性に対しては２進値“
１１”によって表される。図６に関連した低レベルの保
全性の送信は、所期の保全性フィールド１０３における
制御ベクトル１０２に書込まれた値“０１”を有してい
る。そして、公開キーＫＰｕ１００と制御ベクトルＣＶ
１ １０２を通信リンク１０を介してデータ・プロセ
ッサ２０′である受信位置に送信する。
２に示した低保全性送信の一例のデータフロー・ダイヤ
グラムを示す。図６において、公開キーＫＰｕ１００お
よび制御ベクトルＣＶ１０２が、データ・プロセッサ２
０である送信位置に示されている。所期の保全性フィー
ルド１０３と保全性履歴フィールド１０４を有する制御
ベクトル１０２が示されている。所期の保全性フィール
ド１０３は任意であり、送信位置すなわちデータ・プロ
セッサ２０で書き込まれた２進値を有している。この２
進値は、第２データ・プロセッサ２０′である受信位置
への送信についての所期の保全性を表している。本例に
おいては、保全性のレベルは、低レベルのものに対して
は２進値“０１”で、中間レベルの保全性に対しては２
進値“１０”で、高レベルの保全性に対しては２進値“
１１”によって表される。図６に関連した低レベルの保
全性の送信は、所期の保全性フィールド１０３における
制御ベクトル１０２に書込まれた値“０１”を有してい
る。そして、公開キーＫＰｕ１００と制御ベクトルＣＶ
１ １０２を通信リンク１０を介してデータ・プロセ
ッサ２０′である受信位置に送信する。
【００３２】受信位置において、受信公開キーＫＰｕ１
００と制御ベクトルＣＶ１ １０２とに対して検査が
実行され、これによって受信した保全性の実際のレベル
を決定する。検査の種類は送信側と受信側との間の事前
の取決めによって決定できる。本例においては、検査の
種類は、所期の保全性フィールド１０３における値に基
づかせることができる。送信者によって、受信者に対し
て、どのような種類の受取り保全性検査を実行すべきで
あるかを伝えることによって、他の方法を使用できる。 受信者に対して、適用すべき検査の形式を独立に選択で
きる。更に、受信者は、保全性に対して何ら検査しない
ように選ぶこともでき、その場合は、受取りの保全性の
属性は、最低レベルである。検査は多くの方法によって
実行でき、例えば変更検出コード（ＭＤＣ）またはディ
ジタル署名またはＭＤＣ保全性方法と１個以上のディジ
タル署名の組合せによって実行でき、検査は、公開キー
ＫＰｕと制御ベクトルＣＶ１に関連している。これらキ
ーおよび制御ベクトルの両方に対する保全性の所期のレ
ベルを確保するために、ＭＤＣまたはディジタル署名ま
たは、これらの組合せたものを、キーと制御ベクトルの
両者の連結組合せに基いて演算する。ユーザ規定フィー
ルドがキーと制御ベクトルと連結された場合に、これを
ＭＤＣまたは署名演算に包含させることができる。
００と制御ベクトルＣＶ１ １０２とに対して検査が
実行され、これによって受信した保全性の実際のレベル
を決定する。検査の種類は送信側と受信側との間の事前
の取決めによって決定できる。本例においては、検査の
種類は、所期の保全性フィールド１０３における値に基
づかせることができる。送信者によって、受信者に対し
て、どのような種類の受取り保全性検査を実行すべきで
あるかを伝えることによって、他の方法を使用できる。 受信者に対して、適用すべき検査の形式を独立に選択で
きる。更に、受信者は、保全性に対して何ら検査しない
ように選ぶこともでき、その場合は、受取りの保全性の
属性は、最低レベルである。検査は多くの方法によって
実行でき、例えば変更検出コード（ＭＤＣ）またはディ
ジタル署名またはＭＤＣ保全性方法と１個以上のディジ
タル署名の組合せによって実行でき、検査は、公開キー
ＫＰｕと制御ベクトルＣＶ１に関連している。これらキ
ーおよび制御ベクトルの両方に対する保全性の所期のレ
ベルを確保するために、ＭＤＣまたはディジタル署名ま
たは、これらの組合せたものを、キーと制御ベクトルの
両者の連結組合せに基いて演算する。ユーザ規定フィー
ルドがキーと制御ベクトルと連結された場合に、これを
ＭＤＣまたは署名演算に包含させることができる。
【００３３】本発明の他の実施例によれば、制御ベクト
ル１０２を、他手段、例えばＣＦＡＰ３４またはメモリ
４６内の記憶手段によって受信位置２０′に設けること
もできる。制御ベクトル１０２をアクセスし、このベク
トルの空白履歴フィールド１０４を本発明によって書込
む。この変更例によれば、ＭＤＣまたはディジタル署名
を公開キー１００に基づいて演算する。
ル１０２を、他手段、例えばＣＦＡＰ３４またはメモリ
４６内の記憶手段によって受信位置２０′に設けること
もできる。制御ベクトル１０２をアクセスし、このベク
トルの空白履歴フィールド１０４を本発明によって書込
む。この変更例によれば、ＭＤＣまたはディジタル署名
を公開キー１００に基づいて演算する。
【００３４】図６の例においては、送信に対する低レベ
ルの保全性は、対応するＭＤＣまたはディジタル署名を
有していない。ＭＤＣまたはディジタル署名のような追
加のデータ対象が存在しないことを検査で確かめるので
、受信した保全性のレベルは、本例では、低レベルと見
なされ、“０１”の２進値が割当てられる。この２進値
を、図６に示したように制御ベクトル１０２の履歴フィ
ールド１０４に書込む。
ルの保全性は、対応するＭＤＣまたはディジタル署名を
有していない。ＭＤＣまたはディジタル署名のような追
加のデータ対象が存在しないことを検査で確かめるので
、受信した保全性のレベルは、本例では、低レベルと見
なされ、“０１”の２進値が割当てられる。この２進値
を、図６に示したように制御ベクトル１０２の履歴フィ
ールド１０４に書込む。
【００３５】次に、データ・プロセッサ２０′である受
信位置において、公開キーＫＰｕ１００を前記Ｓ．Ｍ．
Ｍａｔｙａｓらの引用特許明細書に記載されたような方
法と同様な暗号化された形式で記憶する。特に、公開キ
ーＫＰｕ１００を暗号装置３０でマスターキーＫＭによ
って暗号化する。制御ベクトルＣＶ１とマスターキーＫ
Ｍとの排他的論理和をとり、更にこのベクトルＣＶ１を
、キーＫＰｕ１００の暗号化に対しキータイプ表現とし
て使用するので、その結果として、ｅ＊ ＫＭ．ＣＶ１
（ＫＰｕ）として表される公開キーＫＰｕ１００の暗号
化された形式１０１が得られる。この公開キーＫＰｕ１
００の暗号化された形式１０１を、受信位置データ・プ
ロセッサ２０′内の暗号キーデータ・セット３２（ＣＫ
ＤＳ）に記憶する。
信位置において、公開キーＫＰｕ１００を前記Ｓ．Ｍ．
Ｍａｔｙａｓらの引用特許明細書に記載されたような方
法と同様な暗号化された形式で記憶する。特に、公開キ
ーＫＰｕ１００を暗号装置３０でマスターキーＫＭによ
って暗号化する。制御ベクトルＣＶ１とマスターキーＫ
Ｍとの排他的論理和をとり、更にこのベクトルＣＶ１を
、キーＫＰｕ１００の暗号化に対しキータイプ表現とし
て使用するので、その結果として、ｅ＊ ＫＭ．ＣＶ１
（ＫＰｕ）として表される公開キーＫＰｕ１００の暗号
化された形式１０１が得られる。この公開キーＫＰｕ１
００の暗号化された形式１０１を、受信位置データ・プ
ロセッサ２０′内の暗号キーデータ・セット３２（ＣＫ
ＤＳ）に記憶する。
【００３６】公開キーＫＰｕおよび秘密キーＫＰｒを、
極めて長いキー表現を生成する公開キー生成アルゴリズ
ムによって生成する。これらキーＫＰｕおよびＫＰｒ用
の比較的長い表現を収容するために、６４バイト・フィ
ールドをこのキーに割当てる。公開キー生成アルゴリズ
ムによって、６４バイトより短い公開キーＫＰｕを生成
する場合に、埋込み（ｐａｄｄｉｎｇ）ゼロを、キーＫ
Ｐｕの開始部または終了部に挿入することによって、６
４バイトの全量が得られる。公開キーＫＰｕに属する最
大長に対し他の長さを選択できる。前記Ｓ．Ｍ．Ｍａｔ
ｙａｓらの引用特許に記載されている暗号アーキテクチ
ュアを使用する公開キーＫＰｕの暗号化および復号用の
技術は、６４ビットのオペランドおよびキー表現を用い
る。暗号ブロック・チェーニング（ＣＢＣ）を暗号化お
よび復号のモードとして用いる。暗号化および復号の特
定暗号ブロック・チェーニング・モードは、ＡＮＳＩ
Ｃｒｙｐｔｏｇｒａｐｈｉｃ Ｍｏｄｅｓ ｏｆ
ＯｐｅｒａｔｉｏｎＸ３．１０６−１９８３におい
て特定されたものである。図９および図１０は、暗号化
および復号のＣＢＣモードを示す。暗号化ＣＢＣモード
の図９において、ＫＰｕは８個の６４ビットの連続部分
Ａ１，Ａ２，Ａ３，…，Ａ８の連結である６４バイト表
現である。キーは、制御ベクトルＣＶ１と排他的論理和
をとったマスターキーＫＭである。初期チェーニング・
ベクトルＩＣＶをゼロにセットする。暗号化ＣＢＣモー
ドに関する図９から明らかなように、ゼロのベクトルＩ
ＣＶをＡ１と排他的論理和を取り、オペランドとして、
データ暗号化アルゴリズム・ブロックｅへ入力する。そ
の６４ビットキーは、ＫＭとＣＶ１との排他的論理和を
とったものである。前記Ｓ．Ｍ．Ｍａｔｙａｓらの引用
特許に示されているように、ＫＭは１２８ビット長さの
マスターキーの左半分である。暗号化機関ｅから出力さ
れた暗号文表現Ｅ１は６４ビット表現であり、これは次
の６４ビットのＫＰｕ、即ち、Ａ２と排他的論理和が求
められる。この排他的論理和をとったものをオペランド
として暗号化機関に与える。この暗号化機関は、制御ベ
クトルと排他的論理和をとられた同一のキーＫＭを使用
している。この動作を、ＫＰｕに対する６４バイト表現
の８個の６４ビット部分のすべてが暗号化されるまで継
続する。その結果、８個の６４ビットの暗号化テキスト
表現Ｅ１，Ｅ２，Ｅ３，…，Ｅ８が得られ、これは暗号
化したＫＰｕ１０１の連結表示である。前記Ｓ．Ｍ．Ｍ
ａｔｙａｓらの特許に記載されているように、暗号化，
復号，暗号化シーケンスを実行することによってオペラ
ンドＫＰｕを多重暗号化する。図１０は、ＣＢＣモード
の復号を示し、この動作は、図９のＣＢＣモードの暗号
化動作と同様の動作を行う。制御ベクトルを使用する暗
号化または復号を公開キーＫＰｕに適用した場合に、暗
号ブロック・チェーニング暗号化および復号プロセスは
、前述したように、データ暗号化または復号モードとな
る。追加のオプションとして、前述した米国特許第４，
９２４，４１５号明細書の拡張した制御ベクトル特徴を
使用して、６４ビットまたは１２８ビットより長い拡張
した制御ベクトルＣＶ１′を使用できる。
極めて長いキー表現を生成する公開キー生成アルゴリズ
ムによって生成する。これらキーＫＰｕおよびＫＰｒ用
の比較的長い表現を収容するために、６４バイト・フィ
ールドをこのキーに割当てる。公開キー生成アルゴリズ
ムによって、６４バイトより短い公開キーＫＰｕを生成
する場合に、埋込み（ｐａｄｄｉｎｇ）ゼロを、キーＫ
Ｐｕの開始部または終了部に挿入することによって、６
４バイトの全量が得られる。公開キーＫＰｕに属する最
大長に対し他の長さを選択できる。前記Ｓ．Ｍ．Ｍａｔ
ｙａｓらの引用特許に記載されている暗号アーキテクチ
ュアを使用する公開キーＫＰｕの暗号化および復号用の
技術は、６４ビットのオペランドおよびキー表現を用い
る。暗号ブロック・チェーニング（ＣＢＣ）を暗号化お
よび復号のモードとして用いる。暗号化および復号の特
定暗号ブロック・チェーニング・モードは、ＡＮＳＩ
Ｃｒｙｐｔｏｇｒａｐｈｉｃ Ｍｏｄｅｓ ｏｆ
ＯｐｅｒａｔｉｏｎＸ３．１０６−１９８３におい
て特定されたものである。図９および図１０は、暗号化
および復号のＣＢＣモードを示す。暗号化ＣＢＣモード
の図９において、ＫＰｕは８個の６４ビットの連続部分
Ａ１，Ａ２，Ａ３，…，Ａ８の連結である６４バイト表
現である。キーは、制御ベクトルＣＶ１と排他的論理和
をとったマスターキーＫＭである。初期チェーニング・
ベクトルＩＣＶをゼロにセットする。暗号化ＣＢＣモー
ドに関する図９から明らかなように、ゼロのベクトルＩ
ＣＶをＡ１と排他的論理和を取り、オペランドとして、
データ暗号化アルゴリズム・ブロックｅへ入力する。そ
の６４ビットキーは、ＫＭとＣＶ１との排他的論理和を
とったものである。前記Ｓ．Ｍ．Ｍａｔｙａｓらの引用
特許に示されているように、ＫＭは１２８ビット長さの
マスターキーの左半分である。暗号化機関ｅから出力さ
れた暗号文表現Ｅ１は６４ビット表現であり、これは次
の６４ビットのＫＰｕ、即ち、Ａ２と排他的論理和が求
められる。この排他的論理和をとったものをオペランド
として暗号化機関に与える。この暗号化機関は、制御ベ
クトルと排他的論理和をとられた同一のキーＫＭを使用
している。この動作を、ＫＰｕに対する６４バイト表現
の８個の６４ビット部分のすべてが暗号化されるまで継
続する。その結果、８個の６４ビットの暗号化テキスト
表現Ｅ１，Ｅ２，Ｅ３，…，Ｅ８が得られ、これは暗号
化したＫＰｕ１０１の連結表示である。前記Ｓ．Ｍ．Ｍ
ａｔｙａｓらの特許に記載されているように、暗号化，
復号，暗号化シーケンスを実行することによってオペラ
ンドＫＰｕを多重暗号化する。図１０は、ＣＢＣモード
の復号を示し、この動作は、図９のＣＢＣモードの暗号
化動作と同様の動作を行う。制御ベクトルを使用する暗
号化または復号を公開キーＫＰｕに適用した場合に、暗
号ブロック・チェーニング暗号化および復号プロセスは
、前述したように、データ暗号化または復号モードとな
る。追加のオプションとして、前述した米国特許第４，
９２４，４１５号明細書の拡張した制御ベクトル特徴を
使用して、６４ビットまたは１２８ビットより長い拡張
した制御ベクトルＣＶ１′を使用できる。
【００３７】図６から明らかなように、要求される保全
性レベルを有するアプリケーションで使用するために公
開キーをＣＫＤＳ３２から回復させたい場合に、暗号化
した形式１０１をＣＫＤＳ３２からアクセスし、暗号装
置３０の命令プロセッサ４２に配送する。対応する制御
ベクトルＣＶ１を、ＣＫＤＳ３２，ＣＦ環境メモリ４６
，ＣＦＡＰ３４または他のところへ記憶できる。命令プ
ロセッサ４２によって、制御ベクトルＣＶ１の履歴フィ
ールド１０４をチェックして、ＫＰｕ１００の実際の保
全性が、要求されたアプリケーションに対して十分なも
のであることを確認する。公開キーＫＰｕが十分な保全
性レベルを有していることが分かったならば、ＣＫＤＳ
３２からアクセスされた暗号化形式１０１により回復で
きる。この回復動作はマスターキーＫＭと、制御ベクト
ルＣＶ１との排他的論理和を求め、これによってキータ
イプ表現を構成する。この表現は、公開キーＫＰｕの暗
号化形式１０１の復号に使用される。この形式１０１は
、即ちｅ＊ ＫＭ．ＣＶ１（ＫＰｕ）であり、この結果
、公開キーＫＰｕの復号された形式１００となり、これ
は同一またはそれより低い保全性を要求するアプリケー
ションの使用のために準備される。制御ベクトルＣＶ１
１０２に対する他の表現は、公開キーＫＰｕ１００
の正しい形式の回復を成功させない。
性レベルを有するアプリケーションで使用するために公
開キーをＣＫＤＳ３２から回復させたい場合に、暗号化
した形式１０１をＣＫＤＳ３２からアクセスし、暗号装
置３０の命令プロセッサ４２に配送する。対応する制御
ベクトルＣＶ１を、ＣＫＤＳ３２，ＣＦ環境メモリ４６
，ＣＦＡＰ３４または他のところへ記憶できる。命令プ
ロセッサ４２によって、制御ベクトルＣＶ１の履歴フィ
ールド１０４をチェックして、ＫＰｕ１００の実際の保
全性が、要求されたアプリケーションに対して十分なも
のであることを確認する。公開キーＫＰｕが十分な保全
性レベルを有していることが分かったならば、ＣＫＤＳ
３２からアクセスされた暗号化形式１０１により回復で
きる。この回復動作はマスターキーＫＭと、制御ベクト
ルＣＶ１との排他的論理和を求め、これによってキータ
イプ表現を構成する。この表現は、公開キーＫＰｕの暗
号化形式１０１の復号に使用される。この形式１０１は
、即ちｅ＊ ＫＭ．ＣＶ１（ＫＰｕ）であり、この結果
、公開キーＫＰｕの復号された形式１００となり、これ
は同一またはそれより低い保全性を要求するアプリケー
ションの使用のために準備される。制御ベクトルＣＶ１
１０２に対する他の表現は、公開キーＫＰｕ１００
の正しい形式の回復を成功させない。
【００３８】図７は、第１データ・プロセッサ２０から
、通信ネットワーク１０を経て第２データ・プロセッサ
２０′へ、公開キーＫＰｕ１００とその制御ベクトルＣ
Ｖ２を送信する場合の、中間レベルの保全性の例におけ
るデータフロー・ダイヤグラムを示す。これは図５の方
法のステップ４２４〜４３６に相当するものである。
、通信ネットワーク１０を経て第２データ・プロセッサ
２０′へ、公開キーＫＰｕ１００とその制御ベクトルＣ
Ｖ２を送信する場合の、中間レベルの保全性の例におけ
るデータフロー・ダイヤグラムを示す。これは図５の方
法のステップ４２４〜４３６に相当するものである。
【００３９】図７において、この送信における保全性の
所期のレベルが中間レベルであるので、対応する２進値
“１０”は、データ・プロセッサ２０である送信位置で
の制御ベクトルＣＶ２の所期の保全性フィールド１０３
に任意に書込まれる。このように送信の中間レベルの保
全性の例においては、変更検出コード（ＭＤＣ）を、Ｋ
Ｐｕ１００とＣＶ２ １０２の連続表現に対して演算
する。このような変更検出コードの演算は、上述した米
国特許第４，９０８，８６１号明細書に詳述されている
。 変更検出コードをリンクを介して高レベルの保全性で、
データ・プロセッサ２０′である受信位置へ送信するこ
とができる。これは公開キーＫＰｕ１００と制御ベクト
ルＣＶ２ １０２の送信と同時に実行される。あるい
は、ＭＤＣを予め演算し、クーリエ（ｃｏｕｒｉｅｒ）
のような高保全性リンクによって受信位置２０′または
スマートカードに配送することもできる。いずれの場合
においても、公開キーＫＰｕ１００とそれに対応する制
御ベクトルＣＶ２１０２が受信位置、即ちデータ・プロ
セッサ２０′に送信される。
所期のレベルが中間レベルであるので、対応する２進値
“１０”は、データ・プロセッサ２０である送信位置で
の制御ベクトルＣＶ２の所期の保全性フィールド１０３
に任意に書込まれる。このように送信の中間レベルの保
全性の例においては、変更検出コード（ＭＤＣ）を、Ｋ
Ｐｕ１００とＣＶ２ １０２の連続表現に対して演算
する。このような変更検出コードの演算は、上述した米
国特許第４，９０８，８６１号明細書に詳述されている
。 変更検出コードをリンクを介して高レベルの保全性で、
データ・プロセッサ２０′である受信位置へ送信するこ
とができる。これは公開キーＫＰｕ１００と制御ベクト
ルＣＶ２ １０２の送信と同時に実行される。あるい
は、ＭＤＣを予め演算し、クーリエ（ｃｏｕｒｉｅｒ）
のような高保全性リンクによって受信位置２０′または
スマートカードに配送することもできる。いずれの場合
においても、公開キーＫＰｕ１００とそれに対応する制
御ベクトルＣＶ２１０２が受信位置、即ちデータ・プロ
セッサ２０′に送信される。
【００４０】データ・プロセッサ２０′である受信位置
において、変更検出コードＭＤＣ′を、通信ネットワー
ク１０を介して受信したときに、公開キーＫＰｕ１００
と制御ベクトルＣＶ２ １０２の連結表現に基づいて
演算する。次に、この受信位置において、受信位置へ高
い保全性で予め送信されたＭＤＣが、丁度受信したＫＰ
ｕとＣＶ２との値から演算されるＭＤＣ′に等しいもの
であるかどうかを決定する。もし、これらＭＤＣとＭＤ
Ｃ′とが等しい場合に、履歴フィールド１０４をセット
して、２進値“１０”である中間レベルの保全性を表示
する。また、ＭＤＣがＭＤＣ′に等しくない場合に、制
御ベクトル１０２の履歴フィールド１０４をセットして
、低レベルの保全性、即ち、２進値“０１”を表示する
。
において、変更検出コードＭＤＣ′を、通信ネットワー
ク１０を介して受信したときに、公開キーＫＰｕ１００
と制御ベクトルＣＶ２ １０２の連結表現に基づいて
演算する。次に、この受信位置において、受信位置へ高
い保全性で予め送信されたＭＤＣが、丁度受信したＫＰ
ｕとＣＶ２との値から演算されるＭＤＣ′に等しいもの
であるかどうかを決定する。もし、これらＭＤＣとＭＤ
Ｃ′とが等しい場合に、履歴フィールド１０４をセット
して、２進値“１０”である中間レベルの保全性を表示
する。また、ＭＤＣがＭＤＣ′に等しくない場合に、制
御ベクトル１０２の履歴フィールド１０４をセットして
、低レベルの保全性、即ち、２進値“０１”を表示する
。
【００４１】図７から明らかなように、制御ベクトルＣ
Ｖ２を使用して、受信位置に公開キーＫＰｕ１００を、
前記Ｓ．Ｍ．Ｍａｔｙａｓらの特許および特許出願明細
書に記載されている方法と同様な方法で記憶する。図７
から理解できるように、公開キーＫＰｕ１００を暗号装
置３０内のマスターキーＫＭに基いて暗号化する。これ
は、マスターキーＫＭと制御ベクトルＣＶ２とを排他的
ＯＲをとり、これらを公開キーＫＰｕの暗号化動作にお
けるキータイプ表現として使用することにより実行でき
る。このことによって、形式ｅ＊ ＫＭ．ＣＶ２（ＫＰ
ｕ）を有するＫＰｕの暗号化した形式１０１が得られる
。次に、このＫＰｕの暗号化した形式１０１を、受信位
置、即ちデータ・プロセッサ２０′における暗号キーデ
ータ・セット３２（ＣＫＤＳ）に記憶する。
Ｖ２を使用して、受信位置に公開キーＫＰｕ１００を、
前記Ｓ．Ｍ．Ｍａｔｙａｓらの特許および特許出願明細
書に記載されている方法と同様な方法で記憶する。図７
から理解できるように、公開キーＫＰｕ１００を暗号装
置３０内のマスターキーＫＭに基いて暗号化する。これ
は、マスターキーＫＭと制御ベクトルＣＶ２とを排他的
ＯＲをとり、これらを公開キーＫＰｕの暗号化動作にお
けるキータイプ表現として使用することにより実行でき
る。このことによって、形式ｅ＊ ＫＭ．ＣＶ２（ＫＰ
ｕ）を有するＫＰｕの暗号化した形式１０１が得られる
。次に、このＫＰｕの暗号化した形式１０１を、受信位
置、即ちデータ・プロセッサ２０′における暗号キーデ
ータ・セット３２（ＣＫＤＳ）に記憶する。
【００４２】後に、要求されるレベルの保全性を有する
アプリケーションで使用するために、公開キーＫＰｕを
その暗号化した形式１０１から回復させたい場合には、
キーＫＰｕの暗号化した形式１０１を暗号化キーデータ
・セット３２からアクセスする。次に、暗号装置３０の
命令プロセッサ４２によって制御ベクトルＣＶ２の履歴
フィールド１０４をチェックして、公開キーＫＰｕの実
際の保全性が要求されたアプリケーションに対して十分
なものであることを確認する。この保全性が十分なもの
であると決定した場合には、キーＫＰｕが回復できる。
アプリケーションで使用するために、公開キーＫＰｕを
その暗号化した形式１０１から回復させたい場合には、
キーＫＰｕの暗号化した形式１０１を暗号化キーデータ
・セット３２からアクセスする。次に、暗号装置３０の
命令プロセッサ４２によって制御ベクトルＣＶ２の履歴
フィールド１０４をチェックして、公開キーＫＰｕの実
際の保全性が要求されたアプリケーションに対して十分
なものであることを確認する。この保全性が十分なもの
であると決定した場合には、キーＫＰｕが回復できる。
【００４３】この回復動作では、制御ベクトルＣＶ２と
マスターキーＫＭとの排他的ＯＲ処理が必要であり、こ
れを、公開キーＫＰｕの暗号化形式１０１に対する復号
動作におけるキータイプ表現として使用でき、この暗号
化形式１０１はＣＫＤＳ３２からアクセスされたもので
ある。復号動作の結果によって、ＫＰｕ１００の値が与
えられ、これは同一またはそれより低い保全性を必要と
するアプリケーションで使用できる準備される。
マスターキーＫＭとの排他的ＯＲ処理が必要であり、こ
れを、公開キーＫＰｕの暗号化形式１０１に対する復号
動作におけるキータイプ表現として使用でき、この暗号
化形式１０１はＣＫＤＳ３２からアクセスされたもので
ある。復号動作の結果によって、ＫＰｕ１００の値が与
えられ、これは同一またはそれより低い保全性を必要と
するアプリケーションで使用できる準備される。
【００４４】図８は、公開キーＫＰＵとそれに対応する
制御ベクトルＣＶ３の、高レベルの保全性送信の例に対
するデータフロー・ダイヤグラムを示す。本例では、高
レベルの保全性は、例えば、前述したＩＥＥＥの記事に
開示された公開キー・アルゴリズム・ディジタル署名の
ようなディジタル署名１０７を使用することによって実
施される。このディジタル署名１０７を、送信位置、即
ちディジタル・プロセッサ２０で公開キーＫＰｕ１００
と制御ベクトルＣＶ３に基づいて演算する。所期の保全
性フィールド１０３は、２進値“１１”を任意に有し、
この２進値は送信のための高レベルの保全性に相当する
フィールド中に書込まれる。次に、これらＫＰｕとＣＶ
３とを通信ネットワーク１０を介して、ディジタル署名
１０７と共に、データ・プロセッサ２０′に送信する。
制御ベクトルＣＶ３の、高レベルの保全性送信の例に対
するデータフロー・ダイヤグラムを示す。本例では、高
レベルの保全性は、例えば、前述したＩＥＥＥの記事に
開示された公開キー・アルゴリズム・ディジタル署名の
ようなディジタル署名１０７を使用することによって実
施される。このディジタル署名１０７を、送信位置、即
ちディジタル・プロセッサ２０で公開キーＫＰｕ１００
と制御ベクトルＣＶ３に基づいて演算する。所期の保全
性フィールド１０３は、２進値“１１”を任意に有し、
この２進値は送信のための高レベルの保全性に相当する
フィールド中に書込まれる。次に、これらＫＰｕとＣＶ
３とを通信ネットワーク１０を介して、ディジタル署名
１０７と共に、データ・プロセッサ２０′に送信する。
【００４５】公開キーＫＰｕとその制御ベクトルＣＶ３
とを、固定長のハッシュされた（ｈａｓｈｅｄ）表現に
ハッシュすることによって、ディジタル署名１０７を形
成でき、この固定長のハッシュされた表現を、送信位置
に保有された秘密キーＫＰｒを使用して暗号化する。秘
密キーＫＰｒが公開キーＫＰｕ１００に対応するキーで
ある場合、デディジタル署名１０７は自己署名と呼ばれ
る。ディジタル署名１０７を形成するのに使用される秘
密キーが他の秘密キーＫＰｒ２である場合、データ・プ
ロセッサ２０′での受信者は、対応する公開キーＫＰｕ
２を予め保有する必要がある。データ・プロセッサ２０
におけるいずれかの、但し、真正の送信者が両方の秘密
キーＫＰｒ２，ＫＰｒを有することはありえそうもない
ので、これは自己署名法より高い、ＫＰｕおよびＣＶ３
の送信に対する保全性レベルである。
とを、固定長のハッシュされた（ｈａｓｈｅｄ）表現に
ハッシュすることによって、ディジタル署名１０７を形
成でき、この固定長のハッシュされた表現を、送信位置
に保有された秘密キーＫＰｒを使用して暗号化する。秘
密キーＫＰｒが公開キーＫＰｕ１００に対応するキーで
ある場合、デディジタル署名１０７は自己署名と呼ばれ
る。ディジタル署名１０７を形成するのに使用される秘
密キーが他の秘密キーＫＰｒ２である場合、データ・プ
ロセッサ２０′での受信者は、対応する公開キーＫＰｕ
２を予め保有する必要がある。データ・プロセッサ２０
におけるいずれかの、但し、真正の送信者が両方の秘密
キーＫＰｒ２，ＫＰｒを有することはありえそうもない
ので、これは自己署名法より高い、ＫＰｕおよびＣＶ３
の送信に対する保全性レベルである。
【００４６】データ・プロセッサ２０′である受信位置
において、公開キーＫＰｕと制御ベクトルＣＶ３とを使
用して、ディジタル署名１０７を確認する。ディジタル
署名１０７が有効であれば、制御ベクトル１０２の履歴
フィールド１０４を“１１”の値にセットする。この値
は、受信したときハイレベルの保全性を表す。ディジタ
ル署名１０７が有効であると見い出せない場合には、保
全性のレベルが実際の保全性の低レベルとして見なされ
、“０１”の２進値を制御ベクトル１０２０の履歴フィ
ールド１０４に書込む。次に、公開キーＫＰｕ２を前述
したように暗号化する。これは、暗号装置３０において
マスターキーＫＭとＣＶ３との排他的論理和をとったも
のにより公開キーＫＰｕを暗号化することによって実現
される。その後、このキーＫＰｕの暗号化形式１０１を
ＣＫＤＳ３２に記憶する。
において、公開キーＫＰｕと制御ベクトルＣＶ３とを使
用して、ディジタル署名１０７を確認する。ディジタル
署名１０７が有効であれば、制御ベクトル１０２の履歴
フィールド１０４を“１１”の値にセットする。この値
は、受信したときハイレベルの保全性を表す。ディジタ
ル署名１０７が有効であると見い出せない場合には、保
全性のレベルが実際の保全性の低レベルとして見なされ
、“０１”の２進値を制御ベクトル１０２０の履歴フィ
ールド１０４に書込む。次に、公開キーＫＰｕ２を前述
したように暗号化する。これは、暗号装置３０において
マスターキーＫＭとＣＶ３との排他的論理和をとったも
のにより公開キーＫＰｕを暗号化することによって実現
される。その後、このキーＫＰｕの暗号化形式１０１を
ＣＫＤＳ３２に記憶する。
【００４７】その後、キーＫＰｕを、要求レベルの保全
性を有するアプリケーションで使用するために回復させ
たい場合には、ＫＰｕの暗号化形式１０１をＣＫＤＳ３
２からアクセスする。次に、命令プロセッサ４２によっ
て制御ベクトルＣＶ３の履歴フィールド１０４をチェッ
クして、キーＫＰｕの実際の保全性が要求アプリケーシ
ョンに対して十分なものであることを確認する。ＫＰｕ
が十分な保全性を有している場合には、ＫＰｕ１００が
前述したように暗号化形式１０１から回復される。その
後、キーＫＰｕ１００の回復した値は、同一またはそれ
より低い保全性を要求するアプリケーションに用いられ
るように準備され。このようにして、公開キーに対する
受取り保全性のレベルに基いて、公開キーの使用を制御
する方法が与えられる。
性を有するアプリケーションで使用するために回復させ
たい場合には、ＫＰｕの暗号化形式１０１をＣＫＤＳ３
２からアクセスする。次に、命令プロセッサ４２によっ
て制御ベクトルＣＶ３の履歴フィールド１０４をチェッ
クして、キーＫＰｕの実際の保全性が要求アプリケーシ
ョンに対して十分なものであることを確認する。ＫＰｕ
が十分な保全性を有している場合には、ＫＰｕ１００が
前述したように暗号化形式１０１から回復される。その
後、キーＫＰｕ１００の回復した値は、同一またはそれ
より低い保全性を要求するアプリケーションに用いられ
るように準備され。このようにして、公開キーに対する
受取り保全性のレベルに基いて、公開キーの使用を制御
する方法が与えられる。
【００４８】図１１は、履歴フィールドの伝搬特性を表
すデータフロー・ダイヤグラムで、このフィールドは、
受信位置で受信した第１公開キーのための第１制御ベク
トルから、第１公開キーの保全性に基いてその保全性が
確認された第２公開キーのための第２制御ベクトルに伝
搬される。
すデータフロー・ダイヤグラムで、このフィールドは、
受信位置で受信した第１公開キーのための第１制御ベク
トルから、第１公開キーの保全性に基いてその保全性が
確認された第２公開キーのための第２制御ベクトルに伝
搬される。
【００４９】図１１の受信位置データ・プロセッサ２０
′において、開始状態は図７の終了部で見出されるもの
で、ここでは、第１の公開キーＫＰｕ１ １００およ
びそれに対応する制御ベクトルＣＶＰｕ１ １０２が
記憶されている。このＣＶＰｕ１１０２は“１０”の保
全性値を有する履歴フィールド１０４を保持しており、
この値は受取り保全性のレベルを表す。このレベルは、
受信位置データ・プロセッサ２０′に受取られたときの
ＫＰｕ１ １００に属する。良好な保全性のプラクテ
ィスによれば、代用の公開キーＫＰｕ２を、送信位置デ
ータ・プロセッサ２０から受信位置データ・プロセッサ
２０′へ送信することが望まれる。この場合、公開キー
ＫＰｕ２を受信用データ・プロセッサ２０′へ受入れ可
能なレベルの保全性で送信することが問題となる。この
問題点は、以下のように解決できる。即ち、送信位置デ
ータ・プロセッサ２０において、第２公開キーＫＰｕ２
２００とそれに対応する制御ベクトルＣＶＰｕ２
２０２を受信位置への送信用に準備する。送信位置２
０において、ＫＰｕ２ ２００と空白履歴フィールド
２０４を有するＣＶＰｕ２ ２０２との連結組合せを
、１２８ビット・ハッシュ表現２１０に分割する。この
１２８ビット長は、本例で単に使用したもので、他の長
さのものを使用できる。次に、このハッシュ表現２１０
を公開キー・ディジタル署名オペレーションによって作
動させる。 標準的な公開キー・アルゴリズムのプラクティスによれ
ば、公開キーＫＰｕ１に相当する秘密キーＫＰｒ１を使
用して、ハッシュ表現２１０を“復号”することによっ
て、ディジタル署名２２０が得られる。次に、ディジタ
ル署名２２０，公開キーＫＰｕ２ ２００およびそれ
に対応する制御ベクトルＣＶＰｕ２ ２０２を、通信
リンクを介して送信位置データ・プロセッサ２０から受
信位置データ・プロセッサ２０′へ送信する。
′において、開始状態は図７の終了部で見出されるもの
で、ここでは、第１の公開キーＫＰｕ１ １００およ
びそれに対応する制御ベクトルＣＶＰｕ１ １０２が
記憶されている。このＣＶＰｕ１１０２は“１０”の保
全性値を有する履歴フィールド１０４を保持しており、
この値は受取り保全性のレベルを表す。このレベルは、
受信位置データ・プロセッサ２０′に受取られたときの
ＫＰｕ１ １００に属する。良好な保全性のプラクテ
ィスによれば、代用の公開キーＫＰｕ２を、送信位置デ
ータ・プロセッサ２０から受信位置データ・プロセッサ
２０′へ送信することが望まれる。この場合、公開キー
ＫＰｕ２を受信用データ・プロセッサ２０′へ受入れ可
能なレベルの保全性で送信することが問題となる。この
問題点は、以下のように解決できる。即ち、送信位置デ
ータ・プロセッサ２０において、第２公開キーＫＰｕ２
２００とそれに対応する制御ベクトルＣＶＰｕ２
２０２を受信位置への送信用に準備する。送信位置２
０において、ＫＰｕ２ ２００と空白履歴フィールド
２０４を有するＣＶＰｕ２ ２０２との連結組合せを
、１２８ビット・ハッシュ表現２１０に分割する。この
１２８ビット長は、本例で単に使用したもので、他の長
さのものを使用できる。次に、このハッシュ表現２１０
を公開キー・ディジタル署名オペレーションによって作
動させる。 標準的な公開キー・アルゴリズムのプラクティスによれ
ば、公開キーＫＰｕ１に相当する秘密キーＫＰｒ１を使
用して、ハッシュ表現２１０を“復号”することによっ
て、ディジタル署名２２０が得られる。次に、ディジタ
ル署名２２０，公開キーＫＰｕ２ ２００およびそれ
に対応する制御ベクトルＣＶＰｕ２ ２０２を、通信
リンクを介して送信位置データ・プロセッサ２０から受
信位置データ・プロセッサ２０′へ送信する。
【００５０】受信位置データ・プロセッサ２０′におい
て、公開キーＫＰｕ２ ２００と空白履歴フィールド
２０４を有する制御ベクトルＣＶＰｕ２ ２０２との
連続した組合せを分割して、１２８ビットのハッシュ表
現２１０′を形成する。次に、署名２２０を第１公開キ
ーＫＰｕ１で暗号化することによって、ハッシュ表現２
１０の回復が得られる。データ・プロセッサ２０′で回
復したハッシュ表現２１０がハッシュ表現２１０′に等
しい場合に、ディジタル署名が確認され、この受信位置
によって、第１秘密キーＫＰｒ１の所有者が第２公開キ
ーＫＰｕ２ ２００およびそれに対応した制御ベクト
ルＣＮＰｕ２ ２０２を送信したことを確認する。第
１公開キーＫＰｕ１ １００をチェーン内で使用して
第２公開キーＫＰｕ２のための受取り保全性を確立する
ので、第１制御ベクトルＣＶＰｕ１ １０１、即ち、
２進表現“１”の履歴フィールド１０４における保全性
のレベルを、第２公開キーＫＰｕ２ ２００のための
第２制御ベクトルＣＶＰｕ２ ２００の履歴フィール
ド２０４にコピーする。このようにして、保全性のレベ
ルを第１公開キー１００から第２公開キー２００へ伝搬
させ、履歴フィールド２０４に記憶させる。
て、公開キーＫＰｕ２ ２００と空白履歴フィールド
２０４を有する制御ベクトルＣＶＰｕ２ ２０２との
連続した組合せを分割して、１２８ビットのハッシュ表
現２１０′を形成する。次に、署名２２０を第１公開キ
ーＫＰｕ１で暗号化することによって、ハッシュ表現２
１０の回復が得られる。データ・プロセッサ２０′で回
復したハッシュ表現２１０がハッシュ表現２１０′に等
しい場合に、ディジタル署名が確認され、この受信位置
によって、第１秘密キーＫＰｒ１の所有者が第２公開キ
ーＫＰｕ２ ２００およびそれに対応した制御ベクト
ルＣＮＰｕ２ ２０２を送信したことを確認する。第
１公開キーＫＰｕ１ １００をチェーン内で使用して
第２公開キーＫＰｕ２のための受取り保全性を確立する
ので、第１制御ベクトルＣＶＰｕ１ １０１、即ち、
２進表現“１”の履歴フィールド１０４における保全性
のレベルを、第２公開キーＫＰｕ２ ２００のための
第２制御ベクトルＣＶＰｕ２ ２００の履歴フィール
ド２０４にコピーする。このようにして、保全性のレベ
ルを第１公開キー１００から第２公開キー２００へ伝搬
させ、履歴フィールド２０４に記憶させる。
【００５１】第２公開キーＫＰｕ２ ２００とその制
御ベクトルＣＶＰｕ２ ２０２とを、受信位置データ
・プロセッサ２０′で暗号化形式に記憶する。この方法
は、図６，７および８の例で説明した方法と類似のもの
である。このようにして、連続して受信した公開キーに
対する保全性のレベルを、チェーン化される公開キーに
対して送信できる。通信リンクを介して受信した連続す
る公開キーの各々を、すでに受信した公開キーのチェー
ンによって確認し、これらに対応する受取り保全性のレ
ベルをこのチェーニング動作中に送信する。
御ベクトルＣＶＰｕ２ ２０２とを、受信位置データ
・プロセッサ２０′で暗号化形式に記憶する。この方法
は、図６，７および８の例で説明した方法と類似のもの
である。このようにして、連続して受信した公開キーに
対する保全性のレベルを、チェーン化される公開キーに
対して送信できる。通信リンクを介して受信した連続す
る公開キーの各々を、すでに受信した公開キーのチェー
ンによって確認し、これらに対応する受取り保全性のレ
ベルをこのチェーニング動作中に送信する。
【００５２】本発明の特定の実施例について説明したが
、上述した実施例に限定されず、当業者であれば本発明
の技術的思想から逸脱することなく変更することができ
る。
、上述した実施例に限定されず、当業者であれば本発明
の技術的思想から逸脱することなく変更することができ
る。
【図１】本発明の暗号システムを各々に有する複数のデ
ータ・プロセッサを含む通信ネットワーク１０を示すブ
ロック図である。
ータ・プロセッサを含む通信ネットワーク１０を示すブ
ロック図である。
【図２】暗号システム２２のブロック・ダイヤグラムで
ある。
ある。
【図３】暗号装置３０のブロック・ダイヤグラムである
。
。
【図４】受信した公開キーの使用を、受信用データ・プ
ロセッサで受信したとき、実際のレベルの保全性に基い
て制御するための方法のフロー・ダイヤグラムである。
ロセッサで受信したとき、実際のレベルの保全性に基い
て制御するための方法のフロー・ダイヤグラムである。
【図５】受信した公開キーの使用を、受信用データ・プ
ロセッサで受信したとき、実際のレベルの保全性に基い
て制御するための方法のフロー・ダイヤグラムである。
ロセッサで受信したとき、実際のレベルの保全性に基い
て制御するための方法のフロー・ダイヤグラムである。
【図６】公開キーとその制御ベクトルの低レベルの保全
性送信の例を示すデータフロー・ダイヤグラムである。
性送信の例を示すデータフロー・ダイヤグラムである。
【図７】公開キーとその制御ベクトルの中間レベルの保
全性送信の例を示すデータフロー・ダイヤグラムである
。
全性送信の例を示すデータフロー・ダイヤグラムである
。
【図８】公開キーとその制御ベクトルの高レベルの保全
性送信の例を示すデータフロー・ダイヤグラムである。
性送信の例を示すデータフロー・ダイヤグラムである。
【図９】暗号ブロックチェーン・モードの暗号化のデー
タフロー・ダイヤグラムである。
タフロー・ダイヤグラムである。
【図１０】暗号化ブロック阻止チェーン・モードの復号
のデータフロー・ダイヤグラムである。
のデータフロー・ダイヤグラムである。
【図１１】チェーン化した公開キーのための履歴フィー
ルドにおける保全性の伝搬を表すデータフロー・ダイヤ
グラムである。
ルドにおける保全性の伝搬を表すデータフロー・ダイヤ
グラムである。
１０ ネットワーク
２０，２０，２０″ データ・プロセッサ２２，２２
′，２２″ 暗号化システム３０ 暗号装置 ３６ アプリケーション・プログラム４２ 命令プ
ロセッサ ４４，４６ メモリ １００，２００ 公開キー １０２，２０２ 制御ベクトル １０４ 履歴フィールド １０７ ディジタル署名
′，２２″ 暗号化システム３０ 暗号装置 ３６ アプリケーション・プログラム４２ 命令プ
ロセッサ ４４，４６ メモリ １００，２００ 公開キー １０２，２０２ 制御ベクトル １０４ 履歴フィールド １０７ ディジタル署名
Claims (29)
- 【請求項１】公開キー・アルゴリズムを使用して、互い
に通信する一対の暗号装置を有する公開キー暗号システ
ムにおいて、公開キーに対する受取り保全性のレベルに
基いて、公開キーの使用を制御するに当り、公開キーと
秘密キーとを対として生成するステップと、前記公開キ
ーを前記システムの第１暗号装置に記憶するステップと
、履歴フィールドを有し、前記公開キーに関連する制御
ベクトルを前記第１暗号装置に記憶するステップと、送
信のための複数レベルの受取り保全性の内の選択したも
のを使用して、前記公開キーと前記制御ベクトルとを、
前記第１暗号装置から通信リンクを介して第２暗号装置
へ送信するステップと、前記第２暗号装置において、前
記公開キーおよび前記制御ベクトルを検査して、受取り
保全性の実際のレベルを決定するステップと、前記第２
暗号装置において、前記受取り保全性の実際のレベルを
特徴付ける値を前記制御ベクトルの履歴フィールドに書
き込むステップと、前記公開キーのための暗号アプリケ
ーションを、前記制御ベクトルの履歴フィールドによっ
て特徴付けられた受取り保全性の実際のレベルに制限す
るステップとを含むことを特徴とする公開キー使用制御
方法。 - 【請求項２】前記選択したレベルの受取り保全性を規定
する情報を、前記第１暗号装置から前記第２暗号装置へ
通信するステップと、前記第２暗号装置において、前記
公開キーと前記制御ベクトルと、前記選択したレベルの
保全性を規定する情報とを受信するステップと、前記選
択したレベルの保全性を規定する情報で前記検査ステッ
プを制御するステップとを更に含むことを特徴とする請
求項１記載の公開キー使用制御方法。 - 【請求項３】前記選択したレベルの保全性を規定する情
報を、前記送信ステップに先立って前記制御ベクトルの
第２フィールドに書込むステップを更に含むことを特徴
とする請求項２記載の公開キー使用制御方法。 - 【請求項４】前記検査ステップは、変更検出コードを使
用することを特徴とする請求項１記載の公開キー使用制
御方法。 - 【請求項５】前記検査ステップは、公開キー・ディジタ
ル署名を使用することを特徴とする請求項１記載の公開
キー使用制御方法。 - 【請求項６】前記ディジタル署名を、前記対を構成する
秘密キーを使用して形成することを特徴とする請求項５
記載の公開キー使用制御方法。 - 【請求項７】前記ディジタル署名を、前記対を構成しな
い秘密キーを使用して形成することを特徴とする請求項
５記載の公開キー使用制御方法。 - 【請求項８】前記暗号アプリケーションを制限するステ
ップは、前記制御ベクトルとマスターキーとの排他的論
理和をとったものであるキー表現により前記公開キーを
暗号化し、前記公開キーの暗号化された形式を形成する
ステップと、要求レベルの保全性によって特徴付けられ
た暗号アプリケーションを前記キーで実行するリクエス
トを受信するステップと、前記制御ベクトルの前記履歴
フィールドをチェックし、前記保全性の要求レベルが前
記受取り保全性の実際のレベルより大きくないことを決
定するステップと、前記キー表現により前記公開キーの
暗号化された形式を復号するステップと、前記公開キー
で前記暗号アプリケーションを実行するステップとを含
むことを特徴とする請求項１記載の公開キー使用制御方
法。 - 【請求項９】公開キー・アルゴリズムを使用して、互い
に通信する一対の暗号装置を有する公開キー暗号システ
ムにおいて、公開キーに対する受取り保全性のレベルに
基いて、公開キーの使用を制御する装置であって、公開
キーと秘密キーとを対として生成する第１手段と、この
第１手段に結合され、前記公開キーを前記システムの第
１暗号装置に記憶する第２手段と、この第２手段に結合
され、履歴フィールドを有し、前記公開キーに関連する
制御ベクトルを前記第１暗号装置に記憶する第３手段と
、前記第２手段と第３手段に結合され、送信のための複
数レベルの受取り保全性の内の選択したものを使用して
、前記公開キーと前記制御ベクトルとを、前記第１暗号
装置から通信リンクを介して第２暗号装置へ送信する第
４手段と、前記通信リンクに結合され、前記第２暗号装
置において、前記公開キーおよび前記制御ベクトルを検
査して、受取り保全性の実際のレベルを決定する第５手
段と、この第５手段に結合され、前記第２暗号装置にお
いて、前記受取り保全性の実際のレベルを特徴付ける値
を前記制御ベクトルの履歴フィールドに書き込む第６手
段と、この第６手段に結合され、前記公開キーのための
暗号アプリケーションを、前記制御ベクトルの履歴フィ
ールドによって特徴付けられた受取り保全性の実際のレ
ベルに制限する第７手段とを備えたことを特徴とする公
開キー使用制御装置。 - 【請求項１０】前記第７手段は、前記履歴フィールドを
チェックし、暗号アプリケーションに要求される保全性
のレベルが、前記受取り保全性の実際のレベルより大き
くないことを決定する制御ベクトル・チェック手段を更
に有することを特徴とする請求項９記載の公開キー使用
制御装置。 - 【請求項１１】第２公開キーを前記システムの前記第１
暗号装置に記憶するステップと、前記第２公開キーに関
連する第２制御ベクトルを前記システムの第１暗号装置
に記憶するステップと、前記対の秘密キーを使用して、
前記第２公開キーと第２制御ベクトルに基づいてディジ
タル署名を演算するステップと、前記第２公開キーと、
前記第２制御ベクトルと、前記ディジタル署名とを、前
記第１暗号装置から前記通信リンクを介して前記第２暗
号装置へ送信するステップと、前記第２暗号装置におい
て、前記第１公開キーを使用して、前記第２公開キーと
、第２制御ベクトルと、前記ディジタル署名とを検査す
るステップと、前記第１制御ベクトルの履歴フィールド
の前記値を、第２制御ベクトルの履歴フィールドにコピ
ーするステップとを含み、前記第１公開キーを特徴付け
る保全性レベルを、第２公開キーに属させることを特徴
とする請求項１記載の公開キー使用制御方法。 - 【請求項１２】一対の通信暗号装置を有するデータ処理
ネットワークにおいて、通信キーの受取り保全性のレベ
ルに基いて、通信キーの使用を制御するに当り、前記ネ
ットワーク中の第１暗号装置にキーを記憶するステップ
と、前記第１暗号装置内において、履歴フィールドを有
し、前記キーに関連する制御ベクトルを記憶するステッ
プと、送信のための複数レベルの受取り保全性の内の選
択したものを使用して、前記キーと前記制御ベクトルと
を、前記第１暗号装置から通信リンクを介して前記ネッ
トワーク中の第２暗号装置へ送信するステップと、前記
第２暗号装置において、前記キーおよび前記制御ベクト
ルを検査して、受取り保全性の実際のレベルを決定する
ステップと、前記第２暗号装置において、前記受取り保
全性の実際のレベルを特徴付ける値を前記制御ベクトル
の履歴フィールドに書き込むステップと、前記キーのた
めの暗号アプリケーションを、前記制御ベクトルの履歴
フィールドによって特徴付けられた受取り保全性の実際
のレベルに制限するステップとを含むことを特徴とする
通信キー使用制御方法。 - 【請求項１３】前記選択したレベルの受取り保全性を規
定する情報を、前記第１暗号装置から前記第２暗号装置
へ通信するステップと、前記第２暗号装置において、前
記キーと前記制御ベクトルと、前記選択したレベルの保
全性を規定する情報とを受信するステップと、前記選択
したレベルの保全性を規定する情報で前記検査ステップ
を制御するステップとを更に含むことを特徴とする請求
項１２記載の通信キー使用制御方法。 - 【請求項１４】一対の通信暗号装置を有するデータ処理
ネットワークにおいて、通信キーの受取り保全性のレベ
ルに基いて、通信キーの使用を制御するに当り、前記ネ
ットワーク中の第１暗号装置にキーを記憶するステップ
と、前記第１暗号装置内において、履歴フィールドを有
し、前記キーに関連する制御ベクトルを記憶するステッ
プと、送信のための複数レベルの受取り保全性の内の選
択したものを使用して、前記キーと前記制御ベクトルと
を、前記第１暗号装置から通信リンクを介して前記ネッ
トワーク中の第２暗号装置へ送信するステップと、前記
第２暗号装置において、前記キーおよび前記制御ベクト
ルを検査して、受取り保全性の実際のレベルを決定する
ステップと、前記第２暗号装置において、前記受取り保
全性の実際のレベルを特徴付ける値を前記制御ベクトル
の履歴フィールドに書き込むステップと、前記第２暗号
装置において、マスターキーと前記制御ベクトルとの排
他的論理和をとったものであるキー表現により前記キー
を暗号化し、前記キーの暗号化された形式を形成するス
テップと、前記第２暗号装置において、要求レベルの保
全性によって特徴付けられた暗号アプリケーションを前
記キーで実行するリクエストを受信するステップと、前
記第２暗号装置において、前記制御ベクトルの履歴フィ
ールドをチェックし、前記保全性の要求レベルが前記受
取り保全性の実際のレベルより大きくないことを決定す
るステップと、前記第２暗号装置において、前記保全性
の要求レベルが前記受取り保全性の実際のレベルより大
きくない場合には、前記キー表現により前記キーの暗号
化された形式を復号するステップと、前記第２暗号装置
において、前記暗号アプリケーションを前記キーで実行
するステップとを含むことを特徴とする通信キーの使用
制御方法。 - 【請求項１５】前記選択したレベルの受取り保全性を規
定する情報を、前記第１暗号装置から前記第２暗号装置
へ通信するステップと、前記第２暗号装置において、前
記キーと前記制御ベクトルと、前記選択したレベルの保
全性を規定する情報とを受信するステップと、前記選択
したレベルの保全性を規定する情報で前記検査ステップ
を制御するステップとを更に含むことを特徴とする請求
項１４記載の通信キーの使用制御方法。 - 【請求項１６】前記選択したレベルの保全性を規定する
情報を、前記送信ステップに先立って前記制御ベクトル
の第２フィールドに書込むステップを更に含むことを特
徴とする請求項１５記載の通信キーの使用制御方法。 - 【請求項１７】前記検査ステップは、変更検出コードを
使用することを特徴とする請求項１４記載の通信キーの
使用制御方法。 - 【請求項１８】前記検査ステップは、公開キー・ディジ
タル署名を使用することを特徴とする請求項１４記載の
通信キーの使用制御方法。 - 【請求項１９】前記キーは、前記公開キーと秘密キーと
からなる対を構成する公開キーであることを特徴とする
請求項１４記載の通信キーの使用制御方法。 - 【請求項２０】前記検査ステップは、公開キー・ディジ
タル署名を使用することを特徴とする請求項１９記載の
通信キーの使用制御方法。 - 【請求項２１】前記ディジタル署名を、前記対を構成す
る秘密キーを使用して形成することを特徴とする請求項
２０記載の通信キーの使用制御方法。 - 【請求項２２】前記ディジタル署名を、前記対を構成し
ない秘密キーを使用して形成することを特徴とする請求
項２０記載の通信キーの使用制御方法。 - 【請求項２３】公開キー・アルゴリズムを使用して、互
いに通信する一対の暗号装置を有するデータ処理ネット
ワークにおいて、公開キーに対する受取り保全性のレベ
ルに基いて、公開キーの使用を制御するに当り、第１公
開キーと第１秘密キーとを対にして前記ネットワーク中
の第１暗号装置に記憶するステップと、第１履歴フィー
ルドを有し、前記第１公開キーに関連する第１制御ベク
トルを前記システムの第１暗号装置に記憶するステップ
と、第２公開キーと、第２履歴フィールドを有し、前記
第２公開キーに関連する第２制御ベクトルとを前記第１
暗号装置に記憶するステップと、送信のための複数レベ
ルの受取り保全性の内の選択したものを使用して、前記
第１公開キーと前記第１制御ベクトルとを、前記第１暗
号装置から通信リンクを介して前記ネットワークの第２
暗号装置へ送信するステップと、前記第２暗号装置にお
いて、前記第１公開キーおよび前記第１制御ベクトルを
検査し、受取り保全性の実際のレベルを決定するステッ
プと、前記第２装置において、前記受取り保全性の実際
のレベルを特徴付ける値を前記第１制御ベクトルの第１
履歴フィールドに書き込むステップと、前記第１暗号装
置の第１秘密キーを使用して、前記第２公開キーと第２
制御ベクトルを特徴付けるディジタル署名を形成するス
テップと、前記第２公開キーと、前記第２制御ベクトル
と、前記ディジタル署名を、前記第１暗号装置から第２
暗号装置へ送信するステップと、前記第２暗号装置にお
いて、前記第１公開キーを使用して、前記第２公開キー
と、前記第２制御ベクトルと、前記ディジタル署名とを
検査するステップと、前記第１制御ベクトルの第１履歴
フィールド中の、前記第１公開キーの受取り保全性の実
際のレベルを特徴付ける値を、前記第２制御ベクトルの
第２履歴フィールドにコピーするステップとを含み、前
記第１公開キーの受取り保全性の実際のレベルを、前記
第２公開キーに対する受取り保全性のレベルと見なすこ
とを特徴とする公開キー使用制御制御方法。 - 【請求項２４】前記第２公開キーのための暗号アプリケ
ーションを、前記第２制御ベクトルの第２履歴フィール
ドによって特徴付けられた受取り保全性の実際のレベル
に制限するステップを更に含むことを特徴とする請求項
２３記載の公開キー使用制御方法。 - 【請求項２５】前記暗号アプリケーションを制限するス
テップは、前記第２制御ベクトルとマスターキーの排他
的論理和をとったものであるキー表現により、前記第２
公開キーを暗号化し、前記公開キーの暗号化された形式
を形成するステップと、要求レベルの保全性によって特
徴付けられた暗号アプリケーションを前記第２公開キー
で実行するリクエストを受信するステップと、前記第２
制御ベクトルの前記第２履歴フィールドをチェックし、
前記保全性の要求レベルが前記受取り保全性の実際のレ
ベルより大きくないことを決定するステップと、前記キ
ー表現により前記第２公開キーの暗号化された形式を復
号するステップと、前記暗号アプリケーションを前記第
２公開キーで実行するステップとを含むことを特徴とす
る請求項２４記載の公開キー使用制御方法。 - 【請求項２６】一対の通信暗号装置を有するデータ処理
ネットワークにおいて、通信キーの受取り保全性のレベ
ルに基いて、通信キーの使用を制御するに当り、前記ネ
ットワーク中の第１暗号装置内に、キーと、履歴フィー
ルドを有し、前記キーに関連する制御ベクトルとを記憶
するステップと、送信のための複数レベルの受取り保全
性の内の選択したものを使用して、前記キーと前記コン
トロール・ベクトルとを、前記第１暗号装置から通信リ
ンクを介して前記ネットワーク中の第２暗号装置へ送信
するステップと、前記第２暗号装置で前記キーを検査し
て、受取り保全性の実際のレベルを決定するステップと
、前記第２暗号装置において、前記受取り保全性の実際
のレベルを特徴付ける値を前記制御ベクトルの履歴フィ
ールドに書き込むステップと、前記キーのための暗号ア
プリケーションを、前記制御ベクトルの履歴フィールド
によって特徴付けられた受取り保全性の実際のレベルに
制限するステップとを含むことを特徴とする通信キー使
用制御方法。 - 【請求項２７】公開キー・アルゴリズムを使用して、互
いに通信する一対の暗号装置を有するデータ処理ネット
ワークにおいて、公開キーに対する受取り保全性のレベ
ルに基いて、公開キーの使用を制御するに当り、第１公
開キーと第１秘密キーとを対にして前記ネットワークの
第１暗号装置に記憶するステップと、第２公開キーを前
記第１暗号装置に記憶するステップと、送信のための複
数レベルの受取り保全性の内の選択したものを使用して
、前記第１公開キーを、前記第１暗号装置から通信リン
クを介して前記ネットワークの第２暗号装置へ送信する
ステップと、前記第２暗号装置において、前記第１公開
キーを検査して、受取り保全性の実際のレベルを決定す
るステップと、前記第２暗号装置において、第１履歴フ
ィールドを有し、前記第１公開キーに関連する第１制御
ベクトルを記憶するステップと、前記第２暗号装置にお
いて、前記受取り保全性の実際のレベルを特徴付ける値
を前記第１制御ベクトルの第１履歴フィールドに書き込
むステップと、前記第１暗号装置の前記第１秘密キーを
使用して、前記第２公開キーを特徴付けるディジタル署
名を形成するステップと、前記第２公開キーおよびディ
ジタル署名を前記第１暗号装置から第２暗号装置へ送信
するステップと、前記第２暗号装置において、前記第１
公開キーを使用して、前記第２公開キーおよびディジタ
ル署名を検査するステップと、前記第２暗号装置におい
て、第２履歴フィールドを有し、前記第２公開キーに関
連する第２制御ベクトルを記憶するステップと、前記第
１制御ベクトルの第１履歴フィールド中の、前記第１公
開キーの受取り保全性の実際のレベルを特徴付ける値を
、前記第２制御ベクトルの第２履歴フィールドにコピー
するステップと、前記第２公開キーの受取り保全性の実
際のレベルを、前記第２公開キーに対する受取り保全性
のレベルと見なすことを特徴とする公開キー使用制御制
御方法。 - 【請求項２８】前記第２公開キーのための暗号アプリケ
ーションを、前記第２制御ベクトルの第２履歴フィール
ドによって特徴付けられた受取り保全性の実際のレベル
に制限するステップを更に含むことを特徴とする請求項
２７記載の公開キー使用制御方法。 - 【請求項２９】前記暗号アプリケーションを制限するス
テップは、前記第２制御ベクトルとマスターキーの排他
的論理和をとったものであるキー表現により、前記第２
公開キーを暗号化し、前記公開キーの暗号化された形式
を形成するステップと、要求レベルの保全性によって特
徴付けられた暗号アプリケーションを前記第２公開キー
で実行するリクエストを受信するステップと、前記第２
制御ベクトルの前記第２履歴フィールドをチェックし、
前記保全性の要求レベルが前記受取り保全性の実際のレ
ベルより大きくないことを決定するステップと、前記キ
ー表現により前記第２公開キーの暗号化された形式を復
号するステップと、前記暗号アプリケーションを前記第
２公開キーで実行するステップとを含むことを特徴とす
る請求項２８記載の公開キー使用制御方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US602989 | 1990-10-24 | ||
| US07/602,989 US5073934A (en) | 1990-10-24 | 1990-10-24 | Method and apparatus for controlling the use of a public key, based on the level of import integrity for the key |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH04265031A true JPH04265031A (ja) | 1992-09-21 |
| JP2575558B2 JP2575558B2 (ja) | 1997-01-29 |
Family
ID=24413598
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP3278902A Expired - Fee Related JP2575558B2 (ja) | 1990-10-24 | 1991-10-01 | 公開キー使用制御方法および装置 |
Country Status (4)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5073934A (ja) |
| EP (1) | EP0482371B1 (ja) |
| JP (1) | JP2575558B2 (ja) |
| DE (1) | DE69111556T2 (ja) |
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