JPH05216411A - 公開キー暗号システムにおいてネットワーク安全保証ポリシーを遵守させるための方法及び装置 - Google Patents

公開キー暗号システムにおいてネットワーク安全保証ポリシーを遵守させるための方法及び装置

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Abstract

(57)【要約】 【目的】 公開キー暗号システムのキー管理の改善方法
を提供する。 【構成】 装置Ａは、装置Ａの公開キーＰＵＭａが認定
されている限り、認定センター１０によって指示された
安全保証ポリシーを忠実に実行し続ける。装置Ａが、例
えば、新しい構成ベクトルのロードによって旧構成ベク
トルの暗号化されていた制限からそのオペレーションを
変えるならば、装置Ａは、そのネットワークへの参加を
拒絶される。認定センター１０によって指示されたネッ
トワーク安全保証ポリシーの施行を達成するには、装置
Ａが公開キーＰＵＭａの認定を要求した時点で、認定セ
ンター１０が、装置Ａは認証された現構成ベクトルで構
成されることを認めることが必要である。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、データ処理装置及び方
法に関し、特にデータ処理装置で使用される機密保護を
改善した暗号システム及びその方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】下記の特許及び特許出願は本発明に関す
るものである。
【０００３】米国特許４８５００１７号、同４９４１１
７６号、同４９１８７２８号、同４９２４５１４号、同
４９２４５１５号、同４９９３０６９号、同５００７０
８９号、同４９０８８６１号、及び同４７３６４２３
号。
【０００４】日本国における特願昭６２−２８２２９５
号、特願平２−１１０６６０号、特願平３−１５９６３
２号、及び特願平３−２７８９０２号。
【０００５】S. M. Matyas、 et al.、 "A Hybrid Publ
ic Key Algorithm/Data EncryptionAlgorithm Key Dist
ribution Method Based on Control Vectors、" 、米国
特許出願０７／７４８４０７号、１９９１年８月２２日
出願。
【０００６】S. M. Matyas、 et al.、 "Generating Pu
blic and Private Key Pairs Usinga Passphrase、"、
米国特許出願０７／７６６５３３号、１９９１年９月２
７日出願。
【０００７】S. M. Matyas、et al.、"Public Key Cryp
tosystem Key Management Based oncontrol Vector
s、"、米国特許出願０７／７６６２６０号、１９９１年
９月２７日出願。
【０００８】引用したS. M. Matyas他による特許出願及
び特許に記載の暗号アーキテクチャは、暗号キーの作成
者によって意図されたキーの使用許可を暗号キーと関連
させる制御ベクトルにもとづく。引用のS. M. Matyas他
による特許出願及び特許に記載の暗号アーキテクチャ
は、データ暗号化アルゴリズム（ＤＥＡ）にもとづく
が、本発明はＤＥＡの機密キー・アルゴリズム及び公開
キー・アルゴリズムの両方を採用している。ＤＥＡにつ
いては米国標準規格Ｘ．３．９２−１９８１、DataEncr
yption Algorithm American National Standards Insti
tude、 New York（December 31、1981）を参照された
い。本発明では、制御ベクトルを用いて、様々なキー管
理機能、データ暗号機能及び他のデータ処理機能等が使
用できる。システム管理者は、本発明に従って適切な制
御ベクトルを選択することによって、機密保護手段の実
施に融通性を持たせることができる。暗号構造の暗号機
能（ＣＦ：cryptographic facility）は、引用のS. M.
Matyas他の特許出願及び特許に記載されている。ＣＦ
は、暗号化方法及びキー生成方法を実行する一連の暗号
命令のための命令プロセッサである。暗号機能のメモリ
が、一連の内部暗号変数を格納する。暗号命令は、一連
の入力パラメータを一連の出力パラメータに変換するた
めの連続する処理ステップのシーケンスで記述される。
暗号機能適用業務プログラム（ＣＦＡＰ）も関連する特
許及び特許出願にも記載されており、簡略命令記憶と、
対応する入出力パラメータを有するアドレスから成る各
暗号命令に対する呼出しシーケンスとして呼出し方法を
定義する。
【０００９】公開キー暗号化アルゴリズムは、W. Diffi
eとM. E. Hellmanによる論文 "Privacy and Authentication :An Introduction to Cr
yptography"、Proceedings of the IEEE、Volume 67、N
o.3、1979年3月、pp.397-427を参照されたい。公開キー
暗号システムは、チャネルが十分な保全レベルを有する
限り、秘密キー、配布チャネルを必要としないことを基
礎とする。公開キー暗号システムでは、２つのキーが用
いられる。これは暗号化と解読のためである。公開キー
・アルゴリズム・システムは、暗号化用のＰＵ及び解読
用のＰＲという逆キーのランダムな対を生成しやすく、
且つ、ＰＵ及びＰＲのオペレーションは簡単であるが、
ＰＵからＰＲを計算することが計算的に実行不可能であ
るように設計されている。各ユーザは、ＰＵとＰＲの逆
変換の対を生成する。ユーザは、解読変換ＰＲを秘密に
し、公開ディレクトリに置くことによって暗号変換ＰＵ
を公開する。これにより、誰もが、メッセージを暗号化
してユーザに送ることができるが、送られたメッセージ
を解読することはできない。ＰＵで暗号化し、ＰＲで解
読することが可能であり、一般に望ましい。そのため
に、通常、ＰＵは公開キー（public key）として参照さ
れ、ＰＲは非公開キー（private key）として参照され
る。
【００１０】公開キー暗号システムの重要な特徴は、キ
ー配布の改善方法を提供することであり、特に、公開キ
ー暗号システムを使用して配布されたＤＥＡキーに望ま
れるハイブリッド暗号システムの場合にこの改善方法が
提供される。このキー配布の特徴を実行するために、各
ユーザ、例えばＡ、Ｂは、対応するキー対である公開及
び非公開キー（ＰＵａ、ＰＲａ）、（ＰＵｂ、ＰＲｂ）
等を有する。ＤＥＡキーＫをユーザＡに配布しようとす
るユーザ、例えばユーザＢは、Ａの公開キーであるＰＵ
ａでＫを単に暗号化するだけである。ＡのみがＡの非公
開キーのＰＲａを有するので、Ａだけが、解読でき、Ｋ
を復元させることができる。これは、ＰＲａを有するＡ
と、ＰＵａを使用した送り主だけが、Ｋのコピーを有す
ることを保証する。しかし、このプロトコルを安全確実
にするには、送り主は、Ａに対してその身分を証明する
ことが必要である。つまり、Ｂが送り主であるならば、
Ｂは、Ａに対してその身分を証明しなければならない。
証明された場合のみ、Ａは、キーがＢによって源をなす
ものと確信する。（Ｂは、Ａだけがそのキーを回復でき
ると既に確信していることに注意されたい。）これを達
成するための手段は、Ｂが、Ｋ又は暗号化されたキーｅ
ＰＵａ（Ｋ）又はメッセージに非公開キーＰＲｂで"署
名"することである。メッセージは、下記に説明される
ようにデジタル署名（digital siguiture）と呼ばれる
暗号変数によって署名される。公開キー・アルゴリズム
を使用してＤＥＡキーを配布する方法は、関連の米国特
許出願第７４８４０７号に記載されている。
【００１１】公開キー暗号システムの結果として生ずる
特徴は、メッセージの送り主を一意に識別するデジタル
署名の提供である。ユーザＡが署名したメッセージＭを
ユーザＢへ送信しようとする場合、ユーザＡは、自分の
非公開キーＰＲでメッセージを操作して、署名したメッ
セージＳを作り出す。機密が望まれる場合、ＰＲはＡの
解読キーとして使われたが、今度はＡの"暗号化"キーと
して使用される。ユーザＢがメッセージＳを受け取る場
合、ユーザＢは、Ａの公開ＰＵで暗号文Ｓを操作するこ
とによってメッセージＭを復元できる。Ａのメッセージ
の解読の成功によって、受信者Ｂは、メッセージが送り
主Ａから来た確証を得る。デジタル署名は、非公開キー
で署名されたデータを解読するこれはデータが短い場合
に適するか、又は、強力な１方向性の暗号機能でまずデ
ータをハッシングし、このハッシュ値を非公開キーで解
読するかの何れかによって作成される。何れの方法でも
機能する。従って、上記のＤＥＡキー配布方法では、Ｂ
は、Ａに対して２つの量を送り出す：（１）暗号化キー
ｅＰＵ（Ｋ）、及び（２）デジタル署名、例えば、ｄＰ
Ｒ（ｅＰＵ（Ｋ））又はｄＰＲ（ｈａｓｈ（ｅＰＵ
（Ｋ）））の形式である。署名されたデータのハッシン
グにもとづくデジタル署名を作り出す方法は、関連の米
国特許出願第７４８４０７号に記載されている。公開キ
ー暗号の例に関しては、下記の米国特許を参照された
い。Hellman他の米国特許第４２１８５８２号 さらに米
国特許第４２００７７０号、及びRivest他の米国特許第
４４０５８２９号を参照されたい。
【００１２】ユーザＢが、ＤＥＡキーＫをＡに送るＤＥ
Ａキー配布の上記例の方法では、Ｋが実際に公表された
当事者から発信されたこと（即ち、Ｋの発信元は、Ｋ又
はｅＰＵａ（Ｋ）又はメッセージを署名した当事者であ
ること）をＡが確信しうる場合にのみ安全である。Ｂ
が、ｅＰＵａ（Ｋ）又はｈａｓｈ（ｅＰＵａ（Ｋ））で
はなく、Ｋ又はｈａｓｈ（Ｋ）を署名する、即ち、サイ
ンがｄＰＲｂ（Ｋ）又はｄＰＲｂ（ｈａｓｈ（Ｋ））の
形式であると仮定する。サインの形式がｄＰＲｂ（ｈａ
ｓｈ（Ｋ））であると仮定すると、ｈａｓｈ（Ｋ）を復
元するためにｄＰＲｂ（ｈａｓｈ（Ｋ））をＰＵｂで逆
変換しても、Ｋの値は表れない。ここで、キー対である
公開及び非公開キー（ＰＵｘ、ＰＲｘ）の侵入者（adve
rsary）が、ＰＵｘをＰＵａの代わりとすることができ
るとすれば、ＢがＰＵａの代わりにＰＵｘでＫを暗号化
するので、侵入者は下記事項によって安全性を破壊する
ことができる。（１）ｅＰＵｘ（Ｋ）及びｄＰＲｂ（ｈ
ａｓｈ（Ｋ））を途中で捕える。（２）ｅＰＵｘ（Ｋ）
をＰＲｘで解読する。（３）ｅＰＵａ（Ｋ）を作り出す
ためにＰＵａでＫを再暗号化する。及び（４）Ａに対し
てｅＰＵａ（Ｋ）とｄＰＲｂ（ｈａｓｈ（Ｋ））を送
る。この場合、Ａ及びＢは、侵入者がＫを覗き込んだこ
とが分からない。Ｂが代わりにｅＰＵａ（Ｋ）又はｅＰ
Ｕａ（Ｋ）のハッシュに署名するならば、侵入者の侵入
は行われるが、しかし、少しだけ複雑になる。しかしな
がら、一対の公開及び非公開キー（ＰＵｘ、ＰＲｘ）を
もつ侵入者が、ＰＵａの代わりにＰＵｘを、及びＰＵｂ
の代りにＰＵｘに替えることができるならば、Ｂは、Ｐ
Ｕａの代わりにＰＵｘでＫを暗号化し、かつ、ＡはＰＵ
ｂの代わりにＰＵｘで署名ｄＰＲｘ（ｅＰＵａ（Ｋ））
の有効性を確認しうるので、侵入者は、下記事項によっ
て安全性を破壊することができる。（１）ｅＰＵｘ
（Ｋ）及びｄＰＲｂ（ｈａｓｈ（ｅＰＵｘ（Ｋ））を捉
える。（２）ｅＰＵｘ（Ｋ）をＰＲｘで解読する。
（３）ｅＰＵａ（Ｋ）を作り出すためにＰＵａでＫを再
暗号化する。（４）ｈａｓｈ（ｅＰＵａ（Ｋ））を形成
するためにｅＰＵａ（Ｋ）をハッシュする。（５）デジ
タル署名ｄＰＲｘ（ｈａｓｈ（ｅＰＵａ（Ｋ）））を形
成するためにＰＲｘでｈａｓｈ（ｅＰＵａ（Ｋ））を解
読する。（６）Ａに対してｅＰＵａ（Ｋ）及びｄＰＲｘ
（ｈａｓｈ（ｅＰＵａ（Ｋ）））を送る。この場合にお
いて、Ａは、ＰＵｘでｄＰＲｘ（ｈａｓｈ（ｅＰＵａ
（Ｋ）））の有効性を確認するので、ｅＰＵａ（Ｋ）の
源がＢであることを確信してしまう。Ａ及びＢは、侵入
者がＫを覗き込んだことが分からない。
【００１３】上記で説明された侵入方法は、ＡがＰＵｂ
の有効なコピーを有し及びＢがＰＵａの有効なコピーを
有することを保証することによって阻止できる。これを
達成する一般の方法は、公開キーの登録を許可する認定
センター（certification center）を使用することであ
る。そのプロセスは、下記のように機能する。ここでパ
ーティ、例えばＡと呼ぶパーティが、一対の（ＰＵａ、
ＰＲａ）のキーを作り出す。ＰＵａは、「認定」と呼ば
れるメッセージに含まれる。その「認定」は、キーを作
成、登録するパーティの識別子を始めとする公開キー及
びキー関連のデータを含む。この場合において、データ
は、パーティＡ、キーの名前、開始日と終了日及びキー
が有効かどうかの情報を有する。認定センターは、ま
た、対となる（ＰＵｃｅｒｔ、ＰＲｃｅｒｔ）のキーを
有する。ここにおいて、ＰＵｃｅｒｔは、前もって認定
センターによってサービスを受けるネットワークの他の
パーティのそれぞれ、即ちＡ、Ｂ、Ｃ等に保全性をもっ
て配布される。認定センターが、公開キーの登録の要求
を"了承"（例えば、パーティＡは、登録される公開キー
が属する際のパーティである）とした後、次に、認定セ
ンターは、「認定」を非公開キーＰＲｃｅｒｔで署名す
る。即ち、暗号量のｄＰＲｃｅｒｔ（ｈａｓｈ（ｃｅｒ
ｔｉｆｉｃａｔｅ））が作り出され、認定及びデジタル
署名は、パーティＡに戻されるか、あるいは中央のディ
レクトリに格納される。その後、認定及びデジタル署名
は、ＰＵａがパーティＡに属するという、証明として使
用できる。例えば、パーティＢは、パーティＡから又は
中央のディレクトリから認定及びデジタル署名を得て、
認定センターの公開キーであるＰＵｃｅｒｔでその署名
を確認する。これは、ＰＵａがＡに属することをＢに証
明する。同様に、Ａは、デジタル署名及びＢが公開キー
ＰＵｂを有する認定を得て、確認することができる。こ
れが侵入者が１つの公開キーを他のものに替える上述の
侵入を完全に阻止し、これによって、Ａは、ＰＵｂの代
わりにＰＵｘを使用、及びＢは、ＰＵａの代わりにＰＵ
ｘを使用できる。
【００１４】暗号システムのほとんどは、暗号装置に属
するキーは、単一のマスタ・キーで暗号化され、そして
暗号キー・データ・セットに格納される。マスタ・キー
は、暗号ハードウェア内にクリア・フォーム（平文）で
格納される。暗号キー・データ・セットに格納されたキ
ーを暗号化するのに単一のマスタ・キーを使用する方法
は、マスタ・キー概念として知られている。キーを電気
的に装置間で配布するために、例えば、セッション開始
の１部としてデータ暗号化キーを配布するために、対と
なる各装置は、分配されたすべてのキーが暗号化され
る、一意的なキー暗号化キーを共有する。従って、デー
タ暗号化キーは、多くのメッセージを暗号化する。キー
暗号化キーは、多くの電気的に分配されたデータ暗号化
キー、その他を暗号化する。マスタ・キーは、特定のシ
ステムの暗号キー・データ・セットに格納された多数の
キー暗号化キー及びデータ暗号化キーを暗号化する。キ
ー管理の設計原理は、S. M. Matyas他の論文"A Key-man
agement scheme based oncontrol Vectors"、IBM Syste
ms Journal、Volume 30、No.2、1991、pp.175-191に記
載されている。
【００１５】暗号システムのほとんどは、多数の異なる
型のキーを用いるので、１つの型のキーで暗号化された
情報は、他の型のキーを使用しても影響を受けない。キ
ーは、そのキーが暗号化する情報又はそのキーを使用す
ることによって利用できる情報を基礎として型を割り当
てられる。例えば、データ暗号化キーは、データを暗号
化する。キー暗号化キーは、キーを暗号化する。ＰＩＮ
暗号化キーは、電子送金及びポイント・オブ・セールス
・アプリケーションで使用される個人識別番号（ＰＩ
Ｎ）を暗号化する。ＭＡＣキーは、メッセージ認証コー
ド（ＭＡＣ）の生成、認証のために用いられている。
【００１６】キーが生成される場合、ユーザ又はユーザ
のアプリケーションは、キー管理によって許容されるオ
プションの範囲内でそれぞれの生成されるキーの形式を
決定する。例えば、生成されるキーは、（１）クリア・
フォーム（平文形式）、（２）暗号化キー・データ・セ
ットに格納するのに適した暗号形式、（３）所定の受信
装置への配布に適した暗号化形式で作られる。一般に、
暗号システムは、これらの異なる形式でキーを生成する
ために異なるオプションを有する。例えば、米国特許第
４９４１１７６号記載のキー・セットの生成（ＧＫＳ）
命令は、ランダムに生成されるＤＥＡキーＫの出力形式
を定義するモード・パラメータを述べている。本発明で
のキーの型は、バックアップ及び回復の目的に使用され
る一対の装置キーを含むように拡張されている。又、キ
ーが生成される場合、ユーザ又はユーザのアプリケーシ
ョンは、キー管理で許されるオプションの範囲内で、生
成されるそれぞれのキーの型と使用方法を決めることが
できる。型及び使用方法の情報は、制御情報と呼ばれる
キーに関連するクラスの例である。例えば、米国特許第
４８５００１７号、同第４９４１１７６号、同第４９１
８７２８号、同第４９２４５１４号、同第４９２４５１
５号、同第５００７０８９号、並びに日本国における特
願昭１１０６６０号及び特願昭１５９６３２号に記載の
制御情報は、制御ベクトルと呼ばれるデータ変数に組み
込まれている。これらの米国特許及び日本国における特
許出願の制御ベクトルの概念は、S. M. Matyasの論文"K
eyHandling with control Vectors"、IBM Systems Jour
nal、 Volume 30、No.2、1991、pp.151-174 に記載され
ているので参照されたい。一対の装置キーの場合、ＰＵ
とＰＲキーに関連する制御情報も、その保全性が確実に
されるＣＦ内にキーと共に格納される。
【００１７】ＤＥＡベースの暗号システムを動作可能に
するには、各装置が、最初にマスタ・キー及び少くとも
１つのキー暗号化キーで初期化されねばならない。マス
タ・キーは、暗号キー・データ・セットに格納されてい
るキーを暗号化し、そしてキー暗号化キーは、少くとも
１つの他のネットワーク装置でキー分配チャネル（key-
distribution channel）を確立する。キー分配が、相互
監視の環境で実行されると、各装置は、相互に交信する
それぞれの装置においてキー暗号化キーで初期化され
る。しかしながら、キー分配が、キー分配センター（Ｋ
ＤＣ）又はキー翻訳センター（ＫＴＣ）の助けで実行さ
れる場合、各装置は、ＫＤＣとＫＴＣで共有する唯一の
キー暗号化キーで初期化される。それゆえ、追加のキー
暗号化キーは、ＫＤＣ又はＫＴＣを使用して電気的に分
配され、自動的に初期化される。キー分配チャネルは、
１方向にされる。つまり、あるキー暗号化キーは、第１
の装置から第２の装置に送信されたキーを暗号化し、他
のキー暗号化キーは、第２の装置から第１の装置に送信
されたキーを暗号化する。前述のように、各暗号装置
は、少くとも１つのキー暗号化キーで初期化される。２
つの装置Ａ、Ｂ間のキーの導入プロセスを熟慮するに、
１つの装置、例えばＡは、Ａ及びＢでの導入のためにキ
ー暗号化キーを生成する。装置Ａで、クリアなキー暗号
化キーＫＫは、例えばコイン投げのようにランダムに生
成される。クリアなキー暗号化キーＫＫは、手動で暗号
ハードウェアにロードされ、Ａのマスタ・キー、又はマ
スタ・キーと制御ベクトルの排他的ＯＲ積で形成された
バリアント・キーのもとで暗号化される。ＫＫの暗号化
された値は、次に、Ａの暗号キー・データ・セットに格
納される。ＫＫのクリア値は、次に、例えばクーリエ
（courier）を使用して、装置Ｂに送られる。装置Ｂ
で、ＫＫは、手動で暗号ハードウェアにロードされ、Ｂ
のマスタ・キー又はマスタ・キーと制御ベクトルの排他
的ＯＲ積で形成されたバリアント・キーのもとで暗号化
される。ＫＫの暗号化された値は、それからＢの暗号キ
ー・データ・セットに格納される。Ａ及びＢにおけるＫ
Ｋの暗号化されたコピーは、米国特許第４９４１１７６
号に記載されているようにＡとＢ間の暗号通信を可能に
する。米国特許第４９４１１７６号は、又、２つ以上の
キー部分の排他的ＯＲ積として定義される初期のキー暗
号化キーＫＫを供給する。装置Ａで、各キー部分は、手
動で暗号ハードウェアにロードされる。別々に入られた
キー部分は、ハードウェア内でＫＫの最終値を形成する
ために結合される。各キー部分は、独立したクーリエを
用いて受信暗号装置に送られる。装置Ｂで、各キー部分
は、手動で暗号ハードウェアにロードされ、そしてＫＫ
の最終値を形成するために結合される。
【００１８】ハイブリッド暗号システムにおいては、キ
ー管理は、ＤＥＡキーが公開キーの暗号のもとで分配さ
れるように設計される。即ち、Ｂは、キーをＡの公開キ
ーＰＵａのもとでキーを暗号化することによってＡに分
配する。キーを元に戻すには、前述のようにＡの非公開
キーのＰＲａで、受信した暗号化キーを解読することに
よって行われる。このように、キー暗号化キー又はＤＥ
Ａにもとづく暗号システムの暗号装置に手動で導入され
たキーは、公開キー・アルゴリズムを用いて電気的に分
配できる。
【００１９】各装置において対となる公開キー及び非公
開キー（ＰＵ、ＰＲ）を手動で導入せずに、（ＰＵ、Ｐ
Ｒ）が暗号装置内で生成される。非公開キー（ＰＲ）
は、暗号ハードウェア内に格納されるか、又はマスタ・
キーのもとで暗号化され、そして暗号キー・データ・セ
ットに格納される。公開キーをキー分配の目的に使用す
る場合、暗号のネットワーク内での保全性は、前述のよ
うに、認定センターにおいて公開キーを登録し、認定と
デジタル署名を得ることによって保証される。これによ
って、暗号装置は、他の装置が公開キーを本物として受
ける保証のもとで、自由に公開キーを他の装置に配分で
きる。このように、公開キー・アルゴリズムで使用され
たキーは、電子的手段を使用して自動的に扱われる。ネ
ットワーク内の暗号装置でのこれらのキーの手動による
導入での必要条件はない。
【００２０】ある場合では、暗号装置に属する公開キー
及び非公開キーは、暗号ハードウェア内でクリア・フォ
ーム（平文）の形式で格納される。これに代わる方法と
して、キーは、暗号ハードウェアの外部に格納する方法
がある。例えば、マスタ・キー又はマスタ・キーから生
じたバリアント・キーによって公開及び非公開キーを暗
号化し、他の関連データ（例えば、制御ベクトル）と共
にキー・トークンに格納する方法である。これらに関し
ては、関連の米国特許出願第７６６２６０号に記載され
ているので参照されたい。このように、従来の技術は、
公開キー・アルゴリズムを使用しての複合暗号システム
で、どのように、（１）クーリエ、及び（２）クリア・
キー暗号化キーの手動入力を排除するかであった。一
方、本発明では、従来技術では教示されなかったクリア
・キーをまとめ、手動で入力する必要条件をいかに排除
するかの、ＤＥＡをもとにした暗号システムを提供す
る。キー管理及びデータ管理の作業を実行するには、特
別な状況は例外にして、各暗号装置は、多くのキー対を
必要とする。これを実行する最も実際的な手段は、少く
とも公開キー・アルゴリズムの非公開キーが、暗号キー
・データ・セットに格納されるために暗号化されるシス
テム・マスタ・キーを利用することである。関連の米国
特許出願第７６６２６０号は又、公開キーの機密を保た
なくても、暗号キー・データ・セットに格納するには、
公開キーを暗号化するのが有利であることを述べてい
る。従って、マスタ・キーを含むキーの手動での入力の
必要性が完全に排除されるように、暗号システム・キー
管理を設計するのが有利である。これにより、暗号シス
テムは、機密マスタ・キーが暗号装置に手動でロードで
きない、即ち実行不可能であったところにも使用でき
る。このようにすることで、暗号システムは、その初期
設定が完全に自動化されるような、例えば、クーリエ及
び人間によるキーの手動入力を必要としない設計ができ
る。
【００２１】ここで注目する点は、もしキーのすべての
手動入力が排除されるとすると、潜在的に高レベルな機
密性がシステムに確立され、何れの人間であっても、認
証又は非認証に関わらず、システムに既知のキーの値を
導入することはできなくなるということである。仮に入
力された場合、既知量で暗号化されたものが全て、オフ
・ラインで解読されてしまう可能性がある。
【００２２】米国特許第４８５００１７号、同第４９４
１１７６号、同第４９１８７２８号、同第４９２４５１
４号、同第４９２４５１５号及び同第５００７０８９
号、及び関連の米国特許出願第７６６２６０号で記載さ
れる多数の暗号システムにおいては、暗号ハード・ウェ
アはマスタ・キー等のキー、暗号変数及び構成データで
初期化される。構成データは、例えば、装置を一意に識
別して装置を機密化するとともに、手動でキーを入力で
きないようにするオプションを含んだ装置を実行させる
ための処理オプションを制限する。
【００２３】前述したように、認定センター（certific
ation center）を使用するネットワークの従来のオペレ
ーションは、装置Ａからの認定された公開キーＰＵＭａ
の各受信者に対して、例えば、キーが本物であることの
保証を与える、即ち、そのキーＰＵＭａが装置Ｂによっ
て使用できることを示す。例えば、キーＰＵＭａが装置
Ａに属するという証明として、認定センターによる「認
定」とデジタル署名ｄＳｉｇＰＲＣが付与される。装置
ＢがＰＵＭａを確認するには、デジタル署名ｄＳｉｇＰ
ＲＣを認定センターの公開キーＰＵＣのコピーで単に解
読するだけでよい。装置Ｂは、装置Ａに属するキーであ
って、装置Ａの認定された公開キーであるＰＵＭａによ
って、装置Ｂの機密メッセージを暗号化する際の確証が
えられる。次に装置Ａは、暗号化されたメッセージを装
置Ａの非公開キーＰＲＭａを用いて解読する。しかしな
がら、装置Ａの非公開キーＰＲＭａが汚されない（comp
romise）という保証はない。装置Ａの安全性保証の実効
性は、認定センターによるＰＵＭａの認定イベントの前
後であいまいになる。装置Ｂは、自らの価値ある機密情
報を装置Ａのシステムに託すので、侵入者は装置Ｂの情
報を見つけることができる。ネットワークのメンバ装置
にロードされ、構成データによって最初に設定され実行
されるネットワーク安全保証ポリシー（network securi
typolicy）が、そのネットワークの１つの装置によって
狂い、これによって、そのネットワークの他の装置から
当該装置に送信された機密情報が汚されることになる。
【００２４】従来技術では、ネットワークのメンバ装置
に対して、確立したネットワーク安全保証ポリシーの実
践を、忠実に継続させるための適切な手段を与えていな
かったのである。
【００２５】
【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、公開
キー暗号システムのキー管理の改善方法を提供すること
にある。
【００２６】本発明の目的は、ネットワーク安全保証ポ
リシーを施行し、実施し、そして遵守する公開キー暗号
システムのキー管理の改善方法を提供することにある。
【００２７】本発明の目的は、確立したネットワーク安
全保証ポリシーとの迎合性からはずれたネットワークの
メンバーが関与することを禁ずる、公開キー暗号システ
ムにおけるキー管理の改善方法を提供することにある。
【００２８】本発明の目的は、ネットワークの複数のク
ライアント装置間で実行される多様なレベルの安全保証
のためのネットワーク安全保証ポリシーを実施できる、
公開キー暗号システムにおけるキー管理の改善方法を提
供することにある。
【００２９】
【課題を解決するための手段】上記の目的、特徴、及び
利点は、ここに開示された本発明によって達成できる。
ネットワークは第１のデータ処理装置が、ネットワーク
の認定センターの役割を行うように構成されている。ネ
ットワークの第２のデータ処理装置は、認定センターに
公開キーの認定を求めるクライアント装置Ａとして機能
する。ネットワークの第３のデータ処理装置は、認定セ
ンターに公開キーの認定を求めるクライアント装置Ｂと
して機能する。本発明では、認定センターはネットワー
ク安全保証ポリシーを暗号化して構成ベクトルに含ま
せ、ネットワークの各クライアント装置Ａ、装置Ｂに送
る。ネットワーク安全保証ポリシーは、ネットワークの
複数のクライアント装置間で実行される多様なレベルの
安全保証を提供する。クライアント装置、例えば、クラ
イアント装置Ａは構成ベトクルを受信すると、構成ベト
クルを解読し、装置Ａのオペレーションが、認定センタ
ーによって指示されたネットワーク安全保証ポリシーに
もとづく安全保証のレベルを維持するように、暗号シス
テムを構築する。
【００３０】前述したように、認定センターを使用する
ネットワークの従来のオペレーションは、例えば、装置
Ａからの認定された公開キーＰＵＭａの各受信者に対し
て、キーが本物であることの保証を与える。即ち、その
キーＰＵＭａが装置Ｂによって使用できることを示す。
例えば、キーＰＵＭａが装置Ａに属するという証明とし
て、認定センターによる認定とデジタル署名ｄＳｉｇＰ
ＲＣが付与される。装置Ｂが、ＰＵＭａを確認するに
は、デジタル署名ｄＳｉｇＰＲＣを認定センターの公開
キーＰＵＣのコピーで単に解読するだけでよい。
【００３１】しかしながら、本発明によれば、この例に
おける装置Ａは、装置Ａの公開キーＰＵＭａが認定され
ている限り、認定センターによって指示された安全保証
ポリシーを忠実に実行し続けるように強いられる。装置
Ａが、例えば、新しい構成ベクトルのロードにより、今
までの暗号化されていた構成ベクトルの制限から、その
オペレーションを変更するならば、装置Ａはそのネット
ワークへの参加を拒絶される。本発明では、認定センタ
ーによって指示されたネットワーク安全保証ポリシーの
施行を達成するためには、装置Ａが公開キーＰＵＭａの
認定を要求した時点で、認定センターが、装置Ａは認証
された現構成ベクトルで構成することが有効かどうかを
検証することが必要である。装置Ａは、検査（audit ）
レコードで、装置Ａの現構成ベクトルのコピーを認定セ
ンターに送るよう要求される。次に、認定センターは、
装置Ａの構成ベクトルのコピーを認定センターに格納さ
れている装置Ａの認証された構成ベクトルと比較する。
その比較が満足であるなられば、認定センターは、要求
されていた認定を付与し、認定センターの非公開の認定
キーＰＲＣを使用して、装置Ａの公開キーＰＵＭａを表
すデジタル署名ｄＳｉｇＰＲＣを作成する。
【００３２】その後、装置Ａは、認定された公開キーＰ
ＵＭａを装置Ｂのような他の装置に配布し、そして装置
Ａは、装置Ａの対となる非公開キーＰＲＭａで解読でき
る公開キーＰＵＭａで暗号化されたメッセージを受ける
ことができる。そして装置Ａは、装置Ｂのようなネット
ワークの他の装置に送るメッセージに、装置Ａの非公開
キーＰＲＭａを使用して、デジタル署名ｄＳｉｇＰＲＭ
ａで署名することができ、受信装置Ｂは、装置Ａの認定
された公開キーＰＵＭａのコピーを使用してｄＳｉｇＰ
ＲＭａを解読することによってメッセージの有効性を検
証できる。
【００３３】しかしながら、本発明では、装置Ａが、認
定されたコピーである暗号システムの構成ベクトルを維
持することによって、ネットワーク安全保証ポリシーを
遵守する限り、非公開キーＰＲＭａを使用できる。本発
明では、新しい構成ベクトルが装置Ａの暗号システムの
認定されたコピーを置換するならば、暗号システムは、
装置Ａに対してその非公開キーＰＲＭａの使用を自動的
に拒絶する。その結果、装置Ａは、送信するメッセージ
をデジタル署名ｄＳｉｇＰＲＭａで署名できなくなり、
装置Ａの認定された公開キーＰＵＭａで送り主によって
暗号化された着信メッセージを解読不可能となる。
【００３４】この様に、認定センターによって施行され
たネットワーク安全保証ポリシーが実行され遵守され
る。
【００３５】
【実施例】図１は、データ処理装置２０、データ処理装
置２０^及びデータ処理装置２０"を有する、複数のデー
タ処理装置と接続している通信ネットワークを示すネッ
トワーク・ブロック図を示す図である。また、各データ
処理装置は、図１で示されるように暗号システムをそれ
ぞれ有する。データ処理装置２０は、暗号システム２２
を有し、データ処理装置２０^は、暗号システム２２^を
有し、及びデータ処理装置２０"は、暗号システム２２"
を有する。各データ処理装置は、暗号サービスに対する
アクセスを必要とする１つ以上のアプリケーションの処
理をサポートする。これらの暗号サービスには、適用業
務データの暗号化、暗号解読、認証、及び暗号キーの生
成と導入がある。暗号サービスは、各暗号システムの安
全な暗号機能によってもたらされる。ネットワークは、
データ処理装置に対して暗号化されたデータ及びキーを
送受信する手段を備える。様々なプロトコル、即ち、フ
ォーマット及び手続き規則が、交信データ処理装置間の
暗号量の交換を管理して互いのインタオペラビリティを
確実にする。
【００３６】図１のネットワークは、データ処理装置２
０が認定センター１０の機能をネットワークに供給でき
るように構成される。データ処理装置２０^ は、ライン
２１を介して認定センター１０に公開キーの認定を求め
るクライアント装置Ａ１２としての役目をする。データ
処理装置２０" は、ライン２３を介して認定センター１
０に公開キーの認定を求める、クライアント装置Ｂ１４
としての役目をする。本発明では、認定センター１０
は、ネットワーク安全保証ポリシー（networksecurity
policy ）を暗号化して構成ベクトルに含ませ、ネット
ワークの各クライアント装置Ａ及び装置Ｂに送信する。
ネットワーク安全保証ポリシーは、ネットワークの複数
のクライアント装置間で実行される多様なレベルの安全
保証を与える。クライアント装置、例えば、クライアン
ト装置Ａによって受信された構成ベトクルが解読され、
オペレーションが認定センター１０によって指示された
ネットワーク安全保証ポリシーにもとづく安全保証のレ
ベルを維持するように、暗号システム２２^の構築に用
いられる。
【００３７】前述したように、図１の認定センター１０
のような認定センターを使用するネットワークの従来の
オペレーションは、装置Ａからの認定された公開キーＰ
ＵＭａの各受信者に対して、例えば、キーが本物である
ことの保証を与える、即ち、そのキーＰＵＭａが装置Ｂ
によって使用できることを示す。例えば、キーＰＵＭａ
が装置Ａに属するという証明として、認定センター１０
によって認定とデジタル署名ｄＳｉｇＰＲＣが付与され
る。装置ＢがＰＵＭａを確認するにはデジタル署名ｄＳ
ｉｇＰＲＣを認定センターの公開キーＰＵＣのコピーで
単に解読するだけでよい。
【００３８】しかしながら、本発明によれば、この例に
おける装置Ａは、装置Ａの公開キーＰＵＭａの認定後
は、認定センター１０によって指示された安全保証ポリ
シーを忠実に実行し続けるように強いられる。装置Ａ
が、例えば、新しい構成ベクトルのロードによって、今
までの暗号化されていた構成ベクトルの制限からそのオ
ペレーションを変更するならば、装置Ａは、そのネット
ワークへの参加を拒絶される。本発明では、認定センタ
ーによって指示されたネットワーク安全保証ポリシーの
施行を達成するには、装置Ａが公開キーＰＵＭａの認定
を要求した時点で、認定センターが、装置Ａは認証され
た現構成ベクトルで構成することが有効であるかを検証
することが必要である。装置Ａは、検査レコードで装置
Ａの現在の構成ベクトルのコピーを認定センターに送る
ように要求される。次に、認定センターは、装置Ａの構
成ベクトルのコピーを認定センターに格納されている装
置Ａの認証された構成ベクトルと比較する。その比較が
満足であるならば、認定センターは、要求されていた認
定を付与し、そして認定センターの非公開の認定キーＰ
ＲＣを使用して、装置Ａの公開キーＰＵＭａを表すデジ
タル署名ｄＳｉｇＰＲＣを作成する。
【００３９】その後、装置Ａは、認定された公開キーＰ
ＵＭａを装置Ｂのような他の装置に配布し、そして装置
Ａは、装置Ａの対となる非公開キーＰＲＭａで解読でき
る公開キーＰＵＭａで暗号化されたメッセージを受ける
ことができる。装置Ａは、装置Ｂのようなネットワーク
の他の装置に送るメッセージに、装置Ａの非公開キーＰ
ＲＭａを使用してデジタル署名ｄＳｉｇＰＲＭａで署名
することができ、受信装置Ｂは、装置Ａの認定された公
開キーＰＵＭａのコピーを使用してｄＳｉｇＰＲＭａを
解読することによってメッセージの有効性を検証でき
る。
【００４０】本発明では、装置Ａが、認定されたコピー
である暗号システム ２２^の構成ベクトルを維持するこ
とによってネットワーク安全保証ポリシーを遵守する限
り、非公開キーＰＲＭａを使用できる。本発明では、新
しい構成ベクトルが、暗号システムの認定されたコピー
を置換するならば、暗号システムは、装置Ａに対してそ
の非公開キーＰＲＭａの使用を自動的に拒絶する。その
結果、装置Ａは送信するメッセージをデジタル署名ｄＳ
ｉｇＰＲＭａで署名できなくなり、装置Ａの認定された
公開キーＰＵＭａで送り主によって暗号化された着信メ
ッセージを解読できなくなる。
【００４１】この様にして、認定センターによって施行
されたネットワーク安全保証ポリシーが実行され遵守さ
れる。
【００４２】図２は、暗号システム２２を示す。暗号シ
ステム２２の暗号機能（ＣＦ）３０は、物理インタフェ
ースからの入力３７を有する。暗号機能アクセス・プロ
グラム部（ＣＦＡＰ）３４は、インタフェース３１を介
して暗号機能３０に結合されている。暗号キー・データ
・セット（ＣＫＤＳ）３２は、インタフェース３３によ
って暗号機能アクセス・プログラム部３４に接続されて
いる。適用業務プログラム部（ＡＰＰＬ）３６は、イン
タフェース３５によって暗号機能アクセス・プログラム
３４に接続されている。
【００４３】暗号サービスに対する一般的な要求は、イ
ンタフェース３５でＣＦＡＰ３４への機能コールによっ
てＡＰＰＬ３６で開始する。サービス要求には、キー及
びデータ・パラメータ、及びＣＦＡＰ３４がインタフェ
ース３３でＣＫＤＳ３２から暗号化されたキーをアクセ
スするために使用するキー識別子が含まれる。ＣＦＡＰ
３４は、インタフェース３１でＣＦ３０に１つ以上の暗
号アクセス命令を出すことによってサービス要求を処理
する。ＣＦ３０は、また、ＣＦ３０に暗号変数を直接に
入力するためのオプションの物理インタフェース３７を
有してもよい。インタフェース３１で呼び出された各暗
号アクセス命令は、一連の入力パラメータを有し、ＣＦ
３０によってＣＦＡＰ３４に戻される一連の出力パラメ
ータを作るためにＣＦ３０によって処理される。順次
に、ＣＦＡＰ３４は、出力パラメータをＡＰＰＬ３６に
戻す。ＣＦＡＰ３４は、また、後続して命令を呼び出す
ために出力パラメータ及び入力パラメータを使用する。
出力パラメータが暗号化キーを含む場合、多くの場合に
おいて、ＣＦＡＰ３４はこれらの暗号化キーをＣＫＤＳ
３２に格納する。
【００４４】図３は、暗号機能３０を示す。暗号機能３
０は、安全境界１４０内で管理される。暗号機能３０
は、実行可能コードとして具体化される暗号アルゴリズ
ム部１４４に結合された命令処理装置１４２を有する。
暗号機能環境メモリ１４６は、命令処理装置１４２に結
合されている。物理インタフェースは、図示されるよう
にＣＦ環境メモリ１４６にライン３７を介して結合され
る。命令処理装置１４２は、インタフェース３１によっ
て暗号機能アクセス・プログラム部（ＣＦＡＰ）３４に
結合されている。
【００４５】命令処理装置１４２は、インタフェース３
１でＣＦＡＰアクセス命令によって呼び出される暗号マ
イクロ命令を実行する機能的な素子である。各アクセス
命令において、インタフェース３１は、実行のために特
定のマイクロ命令を選択するのに使われる命令簡略記号
又はオペレーション・コードを最初に定義する。次に、
一連の入力パラメータが、ＣＦＡＰ３４からＣＦ３０に
渡される。次に、一連の出力パラメータが、ＣＦ３０に
よってＣＦＡＰ３４に戻される。命令処理装置１４２
は、暗号アリゴリズム部１４４内の暗号マイクロ命令メ
モリに格納されているマイクロ命令として具体化された
暗号処理ステップの命令特定シーケンスを実施すること
によって、選択された命令を実行する。暗号処理ステッ
プの制御の流れ及び連続する出力は、入力パラメータの
値及びＣＦ環境メモリ１４６の内容によって変わる。Ｃ
Ｆ環境メモリ１４６は、ＣＦ３０内で集合的に格納され
る各種の暗号変数例えば、キー、フラグ、カウンタ、Ｃ
Ｆ構成データその他で構成される。メモリ１４６のＣＦ
環境変数は、インタフェース３１によって初期化され
る。即ち、入力パラメータを読出し、ＣＦ環境メモリ１
４６にロードする、ある種のＣＦマイクロ命令を実行す
る。他の例では、初期設定は、暗号変数がＣＦ環境メモ
リ１４６に直接にロードされるオプションの物理インタ
フェース、例えば付属のキー入力装置を介して実行され
る。
【００４６】暗号機能安全境界１４０の物理的具体化
（phisical embodiment ）は、以下の物理的機密機構を
組み込んでいる。物理的具体化は、暗号機能３０へのア
クセスを制限されている内部の侵入者によって探られる
ことを抑える。用語の"制限"は、日又は週に対する分又
は時間単位の尺度を示す。物理的具体化によって、侵入
者は、精巧な電子機器を駆使して侵入者側の制御下の送
信側で開始された実験的・探究的な侵入に対して、限ら
れた電子装置を使用する顧客側からの探求的侵入を制限
されることとなる。物理的具体化は、また、様々な電気
機械的検知装置の使用によって物理的な探索又は侵入の
試みを検知する。また、暗号機能３０の物理的な具体化
は、全ての内部格納の機密暗号変数を０にする方法を提
供する。このような変数を０にする方法は、探索又は侵
入の試みが検知された場合に、自動的に実行される。物
理的な具体化は、また、内部格納の機密暗号変数の０化
のためにマニュアル機能を提供する。Abraham 他の米国
特許出願第００４５０１号は、いかにこのような物理機
密機構が実行されるかを記載する。
【００４７】図４は、クライアント装置Ａの暗号機能環
境メモリ部を示す。クライアント装置Ａ１２のＣＦ環境
メモリ１４６^ は、マスタ・キー・レジスタ（ｓ）１５
１、ＰＵＡａ公開認証キー１５３、ＰＲＡａ非公開認証
キー１５４、ＰＵＣ公開認定センター・キー１５７、論
理装置ＩＤａ１１９、構成ベクトル（ａ）１６１、及び
状態ベクトル（ａ）１６３を有する。ＰＲＡａは"非公
開装置認証キー"として、ＰＵＡａは"公開装置認証キ
ー"として参照することもある。
【００４８】図５は、認定センター１０の暗号機能環境
メモリ部を示す。認定センター１０のＣＦ環境メモリ１
４６は、マスタ・キー・レジスタ（ｓ）１５１、ＰＵＣ
公開認定センター・キー１５７、ＰＲＣ非公開認定セン
ター・キー１５９、論理装置ＩＤ１１９、並びにＩＤ
ａ、ＰＵＡａ及び装置Ａの構成ベクトル（ａ）と、ＩＤ
ｂ、ＰＵＡｂ及び装置Ｂの構成ベクトル（ｂ）とを含む
テーブル１５５を有する。
【００４９】図６は、構成ベクトル１６１部のフォーマ
ットの例を示す図である。構成ベクトル１６１は、マス
タ・キー生成方法定義、暗号命令定義ビット・マスク、
キー管理プロトコル定義、ＣＦバックアップ・プロトコ
ル定義、及び他の暗号機能定義を有する。構成ベクトル
は、暗号機能のオペレーションを制限、或いは限定する
コード化された（暗号化された）フィールドの集合であ
る。構成ベクトルは、初期化状態入力（ＥＩＳ）命令の
実行によって省略値に設定されるか、あるいは構成ベク
トルロード（ＬＣＶ）命令の実行によって導入時指定値
に設定される。構成ベクトル、ＥＩＳ命令及びＬＣＶ命
令は、関連の米国特許出願第７６６２６０号に記載され
ているので参照されたい。
【００５０】ロード構成ベクトル（ＬＣＶ）命令は、６
４バイトの構成ベクトルをロードし、ＣＦ環境に格納さ
せる。ＬＣＶ命令が実行されると、ＬＣＶフラグが"フ
ル"状態にセットされる。ＬＣＶ命令は、ＬＣＶフラグ
が"空"状態のときだけ実行できる。ＬＣＶフラグは、Ｅ
ＰＳ又はＥＩＳ命令の実行だけによって"空"にリセット
できる。要するに、ＬＣＶフラグは、次のように、ＬＣ
Ｖの実行を制御する。（ａ）ＬＣＶフラグ＝"空"なら
ば、ＬＣＶ命令の実行は、１つの実行だけ許可され、
（ｂ）ＬＣＶフラグ＝"フル"ならば、ＬＣＶ命令の実行
は禁止される。ＥＩＳ命令の実行は、ＣＦ環境の構成ベ
クトルを"省略"値に初期化／再初期化する。この値は、
ＬＣＶ命令の実行により変えることができる。ＬＣＶ命
令は、"初期"状態のときだけ実行する。
【００５１】機密上、ＣＦ環境に格納された構成ベクト
ル値が、マスタ・キーＫＭレジスタ１５１の内容が消去
又は無効化されることなしには変更されることがないよ
うに、ＬＣＶ命令は構築される。他の実施例では、非公
開認証キーＰＲＡａ１５４、又は非公開キーＰＲＭａ
は、ＬＣＶ命令の実行に応じて消去又は無効化される。
【００５２】初期状態入力（ＥＩＳ）命令は、"省略時"
構成ベクトルをＣＦ環境にロードして、状態ベクトルの
ある種のフラグをリセットし、ＣＦの状態を変更、及び
ある種のレジスタとバッファをクリアする。特に、ＥＩ
Ｓ命令は、旧、現、及び新のマスタ・キー・レジスタを
制御するフラグを"空"にリセットして、これらのキーを
無効化する。これにより、ＬＣＶフラグが"空"にリセッ
トされ、ＬＣＶ命令の実行が許可される。又、ＣＦ状態
が"初期"にリセットされる。ＥＩＳ命令は、 "初期準備
（preinit）状態"、"初期（init）状態"、及び"実行（r
un）状態" で実行できる。
【００５３】初期準備状態入力（ＥＰＳ）命令は、ＣＦ
状態を初期準備状態にリセットする。初期準備状態入力
命令は、構成及び状態ベクトルをゼロにリセットし、さ
らに疑似乱数ジェネレータを初期化するために、疑似乱
数初期化のアルゴリズムを実行する。
【００５４】図７は、公開キーＰＵＭａの認定を求める
ために、装置Ａから認定センターに送信される情報の例
を示す。図７に示される好ましい実施例では、要求１６
８と、デジタル署名１７２を有する検査レコード１７０
の２つのメッセージを有する情報が装置Ａから認定セン
ターに送られる。図９の流れ図のステップ３１６におい
て、公開キーＰＵＭａ１７５、装置ＡのＩＤ１１９、Ｐ
ＵＭａの制御ベクトル１７６、及び他の制御情報１７７
^ を有する認定要求１６８が送信される。他の制御情報
１７７^ は、装置Ａに格納された構成ベクトル１６１に
よって表され、装置Ａの安全保証のレベルを指摘するオ
プションを有することができる。図９の流れ図のステッ
プ３２０で、検査レコード１７０及びそのデジタル署名
１７２が送信される。検査レコード１７０の装置Ａのデ
ジタル署名ｄＳｉｇＰＲＡａ１７２は、装置Ａの非公開
認証キーＰＲＡａを使用する。検査レコード１７０は、
装置ＡのＣＦ環境メモリ１４６^ からコピーされた構成
ベクトル１６１、認定センターから送られた乱数ナンス
（nonce ）１７１及び装置Ａの識別ＩＤａ１１９を有す
る。この情報は、検査レコードの引数と呼ばれる。検査
レコードに伴うのは、装置Ａの非公開認証キーＰＲＡａ
を使用して計算された検査レコードの引数を表すデジタ
ル署名ｄＳｉｇＰＲＡａである。デジタル署名を計算す
るもととなる引数を表すのは、全引数か、又は全引数の
ハッシュ値とすることができる。デジタル署名は、デジ
タル署名生成（ＧＤＳ）命令を使用して計算される。デ
ジタル署名生成（ＧＤＳ）命令、暗号機能検査レコード
（ＣＦＡＲ）１７０、及び暗号機能検査レコード移出
（ＥＣＦＡＲ）命令に関しては、関連の米国特許出願第
７６６２６０号を参照されたい。
【００５５】暗号機能検査レコード（ＣＦＡＲ）１７０
は、ＣＦ環境の非機密部と追加の非機密情報を含む。Ｃ
ＦＡＲは、８バイトの倍数に設計される。暗号機能検査
レコード１７０は、ヘッダと非機密部を有する。ヘッダ
（Ｈ）は、ＣＦＡＲを解析するために必要な情報を含
む。ヘッダ（Ｈ）は、また、乱数（ＲＮ）フィールド及
び日付け／時間（ＤＴ）フィールドを有する。ヘッダ
は、６４バイトの長さである。非機密部（ＮＳＰ）は、
ＣＦ環境の非機密部を含む。ＮＳＰは、可変長である
が、自然数のバイトでなければならない。ＣＦＡＲのＮ
ＳＰは、ＣＦＥＲ（暗号機能環境レコード）のＮＳＰと
は異なる。
【００５６】ＲＮは、８バイトのＣＦＡＰ供給のタイム
・バリアント・パラメータである。このフィールドは、
プロセス・モード＝１又はプロセス・モード＝２のとき
だけＥＣＦＡＲ命令によって設定される。このフィール
ドは、検査レコードの新しさを保証するために、要求／
応答プロトコルのナンスとして使用されることが目的で
ある。認定センターは、乱数を生成し、そして検査メッ
セージの要求で検査される装置に送る。装置は次に、こ
の乱数を暗号機能検査レコード移出（ＥＣＦＡＲ）命令
に供給する。この結果、署名されて検査されたレコード
が、正しいナンスで検査装置によって認定センターに送
られる。認定センターは、検査レコードが現在のもので
あることを確信する。
【００５７】非機密部は、装置ＩＤ、ＣＦ環境の非機密
部、構成ベクトル、状態ベクトル、レジスタの内容及び
テーブルを有する。ＣＦＥＲのどんな暗号化された情報
も、明確にＣＦＡＲに表れることはない。
【００５８】暗号機能検査レコード移出命令は、暗号機
能検査レコード（ＣＦＡＲ）を作り、ＣＦＡＰに返す。
ＣＦＡＲは、（１）ＣＦ環境の非機密部のコピー、
（２）ＣＦによって与えられる日付け／時間（ＤＴ）、
及び（３）プロセス・モード＝１とプロセス・モード＝
２の場合のＣＦＡＰ供給のタイム・バリアント値ＲＮ、
を有する。ＲＮは、乱数値、一連番号（シリアル番
号）、又はタイム・スタンプであり、作り出されたＣＦ
ＡＲが現在のものである確認のために目的の受信装置に
よって使用される。プロセス・モード・パラメータは、
デジタル署名がＣＦＡＲで生成されたものであるかどう
かを命令に選定させ、もしそうであれば、非公開キー
が、（１）ＰＲＡか、又は（２）ＣＦＡＲ命令に供給さ
れるＰＲかどうかを選定させる。ハッシュ規則パラメー
タは、デジタル署名を生成するのに使用されるハッシュ
・アルゴリズムをＥＣＦＡＲ命令に示す。プロセス・モ
ード＝１は、ＧＤＡＫフラグが"フル"の場合にだけ実行
される。プロセス・モード＝２は、ＣＫＭＰフラグが"
フル"の場合にだけ実行される。移出暗号機能検査レコ
ード命令は、 "初期準備状態"、"初期状態"及び"実行状
態"で実行する。
【００５９】本発明の好ましい実施例では、公開キーＰ
ＵＭａの認定のための装置Ａによる要求は、ＰＵＭａ１
７５、ＩＤａ１１９、制御ベクトルＣＶ１７６及び他の
情報１７７^ が、要求１６８と共に認定センターへの第
１の送信によって実行され、この送信後に、認定センタ
ーから乱数ナンス１７１のリターンが行われ、次に、装
置Ａから検査レコード１７０及びデジタル署名１７２を
送る第２の送信が行われる。本発明の他の実施例では、
装置Ａから認定センターへの単一の送信方法がある。こ
れは、ＰＵＭａ１７５、制御ベクトルＣＶ１７６、構成
ベクトル１６１、ＩＤａ１１９及び他の情報１７７と共
に、装置Ａの非公開認証キーＰＲＡａを使用し、この引
数を表すデジタル署名ｄＳｉｇＰＲＡａを送信すること
によって行われる。
【００６０】図８は、認定センターの非公開認定キーＰ
ＲＣを使用して認定センターのデジタル署名ｄＳｉｇＰ
ＲＣを伴うＰＵＭａの公開キー「認定」と呼ばれるメッ
セージの例である。ＰＵＭａ認定１７４は、認定された
装置Ａの公開キーＰＵＭａ１７５、装置Ａの識別ＩＤａ
１１９、ＰＵＭａの制御ベクトル１７６、及び、装置Ａ
の構成ベクトル１６１が調べられる場合に、認定センタ
ーによって証明された装置Ａの機密レベルを指摘できる
他の制御情報１７７を有する。この情報は、認定の引数
として参照することができる。また、認定の１部として
含まれるのは、認定センターの非公開認定キーＰＲＣを
使用して計算された認定の引数を表わすデジタル署名ｄ
ＳｉｇＰＲＣ１７８である。デジタル署名を計算するも
ととなる引数を表すのは、全引数か、あるいは全引数の
ハッシュ値であるとすることができる。デジタル署名
は、デジタル署名生成（ＧＤＳ）命令を使用して計算さ
れる。デジタル署名生成（ＧＤＳ）命令に関しては、関
連の米国特許出願第７６６２６０号を参照されたい。図
７の要求１６８の他の制御情報１７７^ は、図８の認定
１７４の他の制御情報１７７とは必ずしも同一ではな
い。
【００６１】デジタル署名生成命令は、ＩＳＯ ＤＩＳ
９７９６のセクション６に準拠する暗号機能システム署
名レコード（ＣＦＳＳＲ）からｄｓｉｇと呼ばれるデジ
タル署名を生成する。ＣＦＳＳＲは、データと呼ばれる
可変長入力データ・レコードで計算される１２８ビット
のハッシュ値を有するＣＦが生成するレコードである。
ＣＦＳＳＲの長さは、公開キー・アルゴリズムのモジュ
ラス長の１／２以下でなければならない。ＣＦＳＳＲか
らｄＳｉｇを作り出すプロセスは、前処理ステップ、非
公開キーでの暗号解読及び後処理ステップから成る。Ｐ
Ｒモード・パラメータは、システム署名を作るのに使用
されるＰＲキーが、ＩＫＵ１で指定される（ＰＲモード
＝０）のか、又はＣＦに格納されているＰＲＡキーであ
るか（ＰＲモード＝１）どうかを、ＧＤＳ命令に指示す
る。非公開認定キーは、その装置が認定センター（構成
ベクトルの「認定」フィールドはＢ^１^である）として
構成されたときだけＧＤＳ命令に指定される。非公開認
証キー、非公開キー管理キー、又は非公開ユーザ・キー
は、その装置がインタチェンジ装置（構成ベクトルの
「インタチェンジ」フィールドはＢ^１^である）として
構成されるときだけＧＤＳ命令に指定される。装置は、
認定センター及びインタチェンジ装置としての役割がで
きる。ＧＤＳ命令は、"実行状態"のときだけ実行する。
【００６２】図９は、公開キー認定を得るために、装置
Ａで実行される方法を示した流れ図である。図９のステ
ップ３００で、公開キー認定を得るために装置Ａのルー
チンを開始する。
【００６３】ステップ３０２で、初期準備状態設定及び
装置ＡのＩＤａのロードを開始する。これは、物理識別
子ロード（ＬＰＩＤ）命令を使用する。これに関して
は、関連の米国特許出願第７６６２６０号に記載されて
いるので参照されたい。
【００６４】物理装置ＩＤロード（ＬＰＩＤ）命令は、
装置の１２８ビットの物理識別子をＣＦにロードさせ、
ＤＩＤ及びＥＩＤレジスタに格納する。ＬＰＩＤ命令の
実行は、ＤＩＤフラグを"フル"にする。この命令の実行
は、ＤＩＤフラグが"空"のときだけ許される。（ＤＩＤ
フラグを"空"にリセットするには、ＥＰＳ命令が実行さ
れなければならないことに注意する。）ＤＩＤフラグに
は、２つの役目がある。（ａ）ＬＰＩＤ命令の実行を制
御すること、及び（ｂ）ＤＩＤ及びＥＩＤレジスタが初
期状態に設定されたか否かを指摘すること、である。Ｄ
ＩＤレジスタに格納されたＰＩＤの値は、ＰＵＡ及びＰ
ＲＡに対応するＰＩＤ値である（即ち、その装置のＰＵ
Ａ及びＰＲＡ）。ＥＩＤレジスタに格納されたＰＩＤの
値は、２つの目的に使われる。（ａ）「認定」のＥＩＤ
Ｏフィールドに格納された値を表わし、もって装置間を
識別すること、及び（ｂ）ＤＥＡキー・レコードに格納
された値を表わし、反再移入値としてＧＫＳＰ及びＩＤ
Ｋ命令で使用すること、である。１６バイトのＰＩＤ
は、８バイトのネットワーク部と８バイトのノード部か
ら成る。８バイトのノード部は、ネットワーク内のノー
ドを一意に識別する。８バイトのネットワーク部は、ネ
ットワークを一意に識別する。この目的は、１つのネッ
トワークと他のネットワークを区別できる一意なＰＩＤ
値のネーミングの取り決めのためである。８バイトのネ
ットワーク部が登録される可能性がある（例えば、登録
センターなど）。ＥＣＦＡＲ命令が、ＤＩＤ及びＥＩＤ
レジスタの内容を読むためにＣＦＡＰによって使用され
る。機密上、ＬＰＩＤ命令は、ＤＩＤレジスタの内容
が、ＰＵＡ及びＰＲＡバッファの内容を消去することな
しには変更できないように構築される（即ち、異なるＰ
ＩＤは、ＰＵＡ及びＰＲＡバッファに格納された同じキ
ー対に割り当てることができない）。同様な方法で、Ｉ
ＣＦＥＲ命令は、ＥＩＤレジスタの内容が、新しいキー
でＣＫＭＰレジスタを再初期化することなしには変更で
きないように構築される。さもなければ、反再移入値と
してのＥＩＤバッファの使用は無効となるであろう。Ｌ
ＰＩＤ命令は、"初期準備"状態でのみ実行できる。
【００６５】図９のステップ３０４で、装置Ａの公開及
び非公開認証キーＰＵＡａ、ＰＲＡａを生成し、暗号機
能に格納する。これは、関連の米国特許出願第７６６２
６０号に記載されている装置認証キー対生成（ＧＤＡ
Ｋ）命令によって実行される。
【００６６】装置認証キー対生成（ＧＤＡＫ）命令は、
対となる公開及び非公開認証キーであるＰＵＡ及びＰＲ
Ａを生成する。生成されたキーは、暗号機能ＰＫＡキー
・レコード１（ＣＦＰＫＲ１）及び暗号機能ＰＫＡキー
・レコード２（ＣＦＰＫＲ２）としてＣＦのＰＵＡバッ
ファ及びＰＲＡバッファにそれぞれ格納される。ＰＵＡ
及びＰＲＡに対応する１２８ビットの制御ベクトルは、
それぞれ入力Ｃ１及びＣ２としてＧＤＡＫ命令に指定さ
れる。制御ベクトルは、公開キー・アルゴリズム及びキ
ー生成に必要な情報に関する他のアルゴリズムを指定す
る。整合性チェックが、制御ベクトルＣ１及びＣ２に対
して実行される。例えば、アルゴリズム、アルゴリズム
拡張、及びＣ１とＣ２の長さフィールドが、整合しなけ
ればならない。ＧＤＡＫ命令の実行は、状態ベクトルの
ＧＤＡＫフラグを、"空"から "フル"状態に変更させ
る。命令は、ＧＤＡＫフラグが"空" 状態にあるときだ
け実行できる。（ＧＤＡＫフラグを"空"状態にリセット
するには、ＥＰＳ命令が実行されなければならないこと
に注意する。）ＧＤＡＫフラグには、次の２つの役割が
ある。（ａ）ＧＤＡＫ命令の実行を制御すること、及び
（ｂ）ＰＵＡ及びＰＲＡバッファが初期化された時を示
すこと、である。ＧＤＡＫ命令は、"初期準備"状態の時
だけ実行できる。
【００６７】図９のステップ３０６で、装置Ａの公開認
証キーＰＵＡａ及びＩＤａを移出し、認定センターに転
送する。このステップでは、前述のＥＣＦＡＲ命令、又
は公開キー移出（ＥＰＵＫ）命令の何れかを使用する。
ＥＰＵＫ命令については、関連の米国特許出願第７６６
２６０号に記載されているので参照されたい。認定セン
ターは、ＰＵＡａが装置Ａに属することを確認しなけれ
ばならない。これは、送り側（作成者）の機能にある間
に、ＰＵＡａを、装置Ａから取出し、そしてＰＵＡａ
を、例えば、クーリエ（courier ）によって安全な方法
で認定センターに送ることによって達成される。他の例
では、ＰＵＡａを無傷で（with integrity）装置Ａによ
ってリンクを介して認定センターに送ることができ、そ
の後、ＰＵＡａが装置Ａに属することを確認するため
に、オン・サイトで物理的検査が実行される。これは、
オン・サイトでの検査が行われるまでは安全性が低い方
法といえる。他の例では、装置Ａが、作成者から、ＰＵ
Ａａキーを装置から取り出す、第３者に送り、これを無
傷で認定センターに送ることもできる。
【００６８】公開キー移出（ＥＰＵＫ）命令は、（１）
公開キーＰＵを含む内部キー・ユニットを、ＰＵを含む
外部キー・ユニットに翻訳する（ＰＵモード＝０）か、
又は（２）内部に格納されたキーＰＵＡのために外部キ
ー・ユニットを構築する（ＰＵモード＝１）。公開キー
移出命令は、下記のように構築された外部キー・ユニッ
トを出力するためのオプションを有する。（１）デジタ
ル署名（ＰＲモード＝０）無し、（２）公開キー移出命
令に供給されるＰＲで生成されたデジタル署名付き（Ｐ
Ｒモード＝２）、又は（３）内部に格納されたキーＰＲ
Ａで生成されたデジタル署名付き（ＰＲモード＝３）。
ＰＲモード＝２で使用される非公開キーＰＲは、ＰＲ
Ｃ、ＰＲＭ又はＰＲＵキーである。しかしながら、非公
開キーＰＲＣでデジタル署名を生成するためには、装置
は、認定センターとして構成されなければならない（即
ち、CERTIFICATION＝Ｂ^１^ は、構成ベクトル内で指定
されなければならない）。ハッシュ規則パラメータは、
ＥＰＵＫ命令に対して、デジタル署名を生成するのに使
用されるハッシュ・アルゴリズムを指示する。制御ベク
トルＣ１、Ｃ３、及びＣ４は、移出されるＰＵに全て対
応する。Ｃ１は、ＩＫＵ１（ＰＵモード＝０）又はＰＵ
ＡＣＶレジスタ（ＰＵモード＝１）に格納される。Ｃ４
はＥＫＵ３に格納され、Ｃ３は次に述べる通り、Ｃ１に
変化を求めるためにＣＦＡＰによってに使用される中間
値である。ＰＵが移出されるとき、ＣＦＡＰは、制御ベ
クトル・フィールドをある種の場合では変更できる。変
更を所望しない、又は変更が許されない場合、ＣＦＡＰ
はＣ３：＝Ｃ１に設定され、そうでないない場合、ＣＦ
ＡＰは選択された変化をＣ１にすることによってＣ３を
作り出す。制御ベクトルのチェック・プロセスは、Ｃ３
が正しく選定されたかを確認する。同様に、ＰＵが移出
される場合、ＣＦはある種の制御ベクトル・フィールド
を変更できる。変更を必要としない、又は、その指示が
ない場合、ＣＦは、Ｃ４：＝Ｃ３に設定し、そうでない
場合、ＣＦは、選択された変化をＣ３にすることによっ
てＣ４を作り出す。
【００６９】図９のステップ３０８で、初期状態設定が
始まり、認定センターから受信した構成ベクトルをロー
ドし、装置Ａの既存のマスタ・キーＫＭの消去を自動的
に要求する。このステップは、前述のＬＣＶ命令を使用
する。ＬＣＶ命令は、既存のマスタ・キーＫＭを自動的
に消去する。マスタ・キーが使用可能でない場合、その
マスタ・キーで暗号化され、装置Ａに格納された他のキ
ーは回復できない。このステップ３０８の結果、構成ベ
クトルが解読され、そして装置Ａの暗号機能が認定セン
ターによって指示された安全保証ポリシーに従うように
構成される。
【００７０】図９のステップ３１０で、実行状態が始ま
り、装置Ａの新しいマスタ・キーＫＭを生成、或いはロ
ードする。構成ベクトルの安全保証の要求の１つは、新
しいマスタ・キーをどのようにして装置Ａに導入するか
を指定することである。例えば、新しいマスタ・キーの
手動でのロードは、装置Ａの内部の乱数ジェネレータか
らの自動生成よりも安全保証が低下する。装置Ａの新し
いマスタ・キーの導入方法は、認定センターによって得
たネットワーク安全保証ポリシーが暗号化されて組み込
まれた新しい構成ベクトルによって指示される。
【００７１】図９のステップ３１２で、公開認定キーＰ
ＵＣを認定センターから装置Ａに移入する。このステッ
プは、公開キー移入（ＩＰＵＫ）命令を使用する。これ
に関しては、関連の米国特許出願第７６６２６０号に記
載されているので参照されたい。ＰＵＣは、ネットワー
クの他の装置、例えば、装置Ｂから受信した、装置Ａを
認定する公開キーのデジタル署名を検証するために装置
Ａによって使用される。
【００７２】図９のステップ３１４で、装置Ａの公開及
び非公開キー管理キーのＰＵＭａ、ＰＲＭａを生成し、
そしてｅ*ＫＭ.Ｈ１（ＰＲＭａ）及びｅ*ＫＭ.Ｈ２（Ｐ
ＵＭａ）にそれぞれを暗号化し、暗号キー・データ・セ
ット（ＣＫＤＳ）に格納する。このステップは、公開及
び非公開キー対生成（ＧＰＵＰＲ）命令を使用する。こ
れについては、関連の米国特許出願第７６６２６０号に
記載されているので参照されたい。Ｈ１及びＨ２は、２
つのキーの制御ベクトルのハッシュ値である。他の方法
では、ＰＲＭａ及び／又はＰＵＭａは、装置Ａの暗号機
能の安全境界内に格納でき、その場合には、新しい構成
ベクトルが暗号機能にロードされるとＰＲＭａ及びＰＵ
Ｍａは消去される。
【００７３】図９のステップ３１６で、ＰＵＭａの登録
のためにＰＵＭａ、ＩＤａ、ＣＶ及び他の制御情報を有
する要求１６８を、認定センターに送る。本発明の好ま
しい実施例では、公開キーＰＵＭａの認定のための装置
Ａによる要求は、認定センターへの第１の送信の要求１
６８と共に、ＰＵＭａ１７５、ＩＤａ１１９、制御ベク
トルＣＶ１７６及び他の情報１７７^ を送り出すことに
よって実行される。ＥＰＵＫ命令が、前述のようにこの
ステップで使われる。
【００７４】図９のステップ３１８で、認定センターか
ら乱数ナンス１７１を受信する。この数は、検査レコー
ドの新しさを保証するために、要求／応答プロトコルの
ナンスとして使用することを意図する。認定センター
は、乱数を生成し、検査メッセージの要求で検査される
装置に送る。
【００７５】図９のステップ３２０で、構成ベクトル、
ナンス＆ＩＤａ、及びＰＲＡａを使用する検査レコード
のハッシュ値のデジタル署名ｄＳｉｇＰＲＡａを有する
検査レコードを装置Ａから移出し、認定センターに送
る。検査レコード１７０は、装置ＡのＣＦ環境メモリ１
４６^ からコピーされた構成ベクトル１６１、認定セン
ターから送られた乱数ナンス１７１、及び装置Ａの識別
ＩＤａ１１９を有する。この情報は検査レコードの引数
として参照する。検査レコードに伴うのは、装置Ａの非
公開認証キーＰＲＡａを使用して計算された検査レコー
ドの引数の表示のデジタル署名ｄＳｉｇＰＲＡａ１７２
である。デジタル署名を計算するもととなる引数を表わ
すのは、全引数又は、全引数のハッシュ値である。デジ
タル署名は、前述のデジタル署名生成（ＧＤＳ）命令を
使用して計算される。
【００７６】図９のステップ３２２で、ＰＵＭａ、ＩＤ
ａ、ＣＶ及び他の制御情報、及び非公開認定キーＰＲＣ
を使用するこの情報のハッシュ値のデジタル署名ｄＳｉ
ｇＰＲＣを有するＰＵＭａ認定を認定センターから受信
する。ＰＵＭａ認定１７４は、認定された装置Ａの公開
キーＰＵＭａ１７５、装置Ａの識別ＩＤａ１１９、ＰＵ
Ｍａの制御ベクトル１７６及び、構成ベクトル１６１で
指定された装置Ａの安全保証のレベルの指摘を含む他の
制御情報１７７を有する。この情報は、認定の引数とし
て参照することができる。また、認定の一部として含ま
れるのは、認定センターの非公開認定キーＰＲＣを使用
して計算された認定の引数の表示のデジタル署名ｄＳｉ
ｇＰＲＣ１７８である。デジタル署名を計算するもとと
なる引数を表わすのは、全引数か又は、全引数のハッシ
ュ値である。デジタル署名は、デジタル署名生成（ＧＤ
Ｓ）命令を使用して計算される。
【００７７】図９のステップ３２４で、装置Ａで公開キ
ー認定を得るためのルーチンを終える。
【００７８】図９のステップ３２６では、認定された公
開キーの装置Ａによる通常の使用、及びＰＵＭａ認定と
ｄＳｉｇＰＲＣデジタル署名をネットワークの他の装
置、例えば、装置Ｂへの送信が示されている。装置Ｂ
は、装置Ｂの公開認定キーＰＵＣのコピーでｄＳｉｇＰ
ＲＣを検証する。装置Ａからの認定された公開キーＰＵ
Ｍａの各受信者は、そのキーが本物であることを保証さ
れる。即ち、キーＰＵＭａに関する認定センター１０に
よって付与された認定及びデジタル署名ｄＳｉｇＰＲＣ
は、装置Ｂによって使用可能、例えばキーＰＵＭａが装
置Ａに属するという、証明となる。装置Ｂは、ＰＵＭａ
を確認するためにデジタル署名ｄＳｉｇＰＲＣを装置Ｂ
の認定センターの公開キーＰＵＣのコピーで解読する。
しかし、本発明では、装置Ｂは装置Ａが認定センターに
よって指示されたネットワーク安全保証ポリシーに準拠
したという、追加の情報を得ることができる。これは、
装置Ａで構成ベクトルが変化した場合、装置Ａは、自ら
の非公開キーを使用できないので、装置Ａが装置Ｂへの
メッセージに、ｄＳｉｇＰＲＭａのようなデジタル署名
で署名したかどうかで確認できる。装置Ａが従う現安全
保証のレベルが、図８のＰＵＭａ認定１７４の１部であ
る他の制御情報１７７を通じて装置Ｂに知らされる。装
置Ａが従う現安全保証のレベルが、装置Ｂの目的に十分
でない場合、装置Ｂは装置Ａの非公開キーの１つを使用
して装置Ａのデジタル署名で署名される他の公開キー認
定によって装置Ａが、十分な安全保証のレベルに準拠し
たことを示すまでは、ＰＵＭａ公開キーを拒絶でき、そ
して機密メッセージを装置Ａに送信しない。デジタル署
名の確認は、デジタル署名検証（ＶＤＳ）命令を使用し
て実行される。この命令に関しては、関連の米国特許出
願第７６６２６０号に記載されているので参照された
い。
【００７９】デジタル署名検証（ＶＤＳ）命令は、ｄＳ
ｉｇと呼ばれるシステム署名を検証する。ｄＳｉｇは、
ＩＳＯ ＤＩＳ ９７９６のセクション７に準拠し、ＩＳ
ＯＤＩＳ ９７９６のセクション６に準拠する暗号機能
システム・サイン・レコード（ＣＦＳＳＲ）から生成さ
れる。ＣＦＳＳＲは、データと呼ばれる可変長入力デー
タ・レコードで計算された１２８ビットのハッシュ値を
有するＣＦ生成のレコードである。ＣＦＳＳＲは、ｄＳ
ｉｇを公開キーで暗号化して回復し、復元したブロック
で整合性チェックを実行し、重複データを破棄し、かつ
ＣＦＳＳＲを抜き出す。ＶＤＳ命令で使用される公開キ
ーのキーの種類には制約はない。ＶＤＳ命令は、"実行"
状態のときだけ実行できる。
【００８０】図１０は、ネットワーク安全保証ポリシー
を実施するために、認定センター１０で実行される方法
を示す流れ図である。認定センターの図１０のステップ
は、図９の装置Ａのステップと相補的である。図１０の
ステップ４００で、ネットワーク安全保証ポリシーを実
施するための認定センターのルーチンを開始する。
【００８１】図１０のステップ４０２で、各装置のＰＵ
Ａ１５３及びＩＤ１１９を受信し、格納する。このステ
ップは、前述のＩＰＵＫ命令を使用する。
【００８２】図１０のステップ４０４で、各装置の構成
ベクトル１６１をアセンブルし、格納してそれぞれの装
置に転送する。
【００８３】図１０のステップ４０６で、ＰＵＣ１５７
及びＰＲＣ１５９を生成する。このステップは、前述の
ＧＰＵＰＲ命令を使用する。
【００８４】図１０のステップ４０８で、ＰＵＣ１５７
を移出し、各装置に転送する。このステップは、前述の
ＥＰＵＫ命令を使用する。
【００８５】図１０のステップ４１０で、ＰＵＭａ１７
５、ＩＤａ１１９、ＣＶ１７６、及び他の制御情報１７
７^ を含む、登録要求１６８を装置Ａから受信する。こ
のステップは、前述のＩＰＵＫ命令を使用する。
【００８６】図１０のステップ４１２で、乱数ナンス１
７１を生成し、装置Ａに転送する。
【００８７】図１０のステップ４１４で、構成ベクトル
１６１、ナンス１７１、ＩＤａ１１９、及びＰＲＡａを
使用する検査レコードのハッシュ表示で生成されたデジ
タル署名ｄＳｉｇＰＲＡａ１７２を有する検査レコード
１７０を受信する。
【００８８】図１０のステップ４１６で、検査レコード
１７０が装置Ａからであること、ｄＳｉｇＰＲＡａ１７
２を解読するためにＰＵＡａを使用することを認証す
る。このステップは、前述のＶＤＳ命令を使用する。
【００８９】図１０のステップ４１８で、認定センター
１０に格納されたオリジナルの構成ベクトルと、装置Ａ
からの検査レコード１７０で受信した構成ベクトル１６
１のコピーとを比較することによって、検査レコード１
７０を検証する。
【００９０】図１０のステップ４２０では、比較が成功
した場合、認定センターはＰＵＭａ１７５、ＩＤａ１１
９、ＣＶ１７６、他の制御１７７、及びＰＲＣ１５９を
用いる情報のハッシュ表示で生成されたデジタル署名ｄ
ＳｉｇＰＲＣ１７８とを有する認定１７４をアセンブル
して装置Ａに転送する。このステップは、前述のＥＰＵ
Ｋ命令を使用する。
【００９１】最後に、図１０のステップ４２２でそのル
ーチンを終える。
【００９２】図１１は、実行状態でキー管理機能を実行
するために、装置Ａで実行される方法を示す流れ図であ
る。図１１のステップ５００で、キー管理機能を実行す
るために装置Ａのルーチンを開始する。
【００９３】図１１のステップ５０２で、装置Ａの認定
された公開キーＰＵＭａで暗号化された他の装置Ｂから
暗号文メッセージを受信する。
【００９４】図１１のステップ５０４で、以前に図９の
ステップ３１４で暗号化されて暗号キー・データ・セッ
トに格納された非公開キーｅ*ＫＭ.Ｈ１（ＰＲＭａ）を
アクセスする。
【００９５】図１１のステップ５０６で、マスタ・キー
ＫＭとハッシュ値Ｈ１の排他的ＯＲ積で解読することに
よって非公開キーＰＲＭａを回復させる。
【００９６】図１１のステップ５０８で、非公開キーＰ
ＲＭａを使用して暗号文メッセージを解読する。
【００９７】図１１のステップ５１０で、そのルーチン
を終える。
【００９８】暗号文メッセージの暗号解読の成功は、非
公開キー管理キーＰＲＭａを回復させるために使用しな
ければならないマスタ・キーＫＭの装置Ａでの可用性に
依存することに注意しなければならない。
【００９９】図１２は、構成ベクトルを変更するために
装置Ａで実行される方法を示す流れ図である。図１２の
ステップ５２０で、構成ベクトルを変更するために装置
Ａのルーチンが開始する。
【０１００】図１２のステップ５２２で、装置Ａの作業
レジスタの新しい構成ベクトルをアセンブルする。装置
Ａは、現在、実行状態にある。
【０１０１】図１２のステップ５２４で、新しい構成ベ
クトルを作業レジスタからロードする。そして、このス
テップでは初期状態でＬＣＶ命令の実行が必要なので、
このステップは、装置Ａに存在するマスタ・キーＫＭの
必須の自動消去を実行する。
【０１０２】図１２のステップ５２６では、前のステッ
プで古いマスタ・キーＫＭが消去されているので、装置
Ａで新しいマスタ・キーＫＭ^ を生成、或いはロードす
る。装置Ａは、実行状態でオペレーションを再び始め
る。
【０１０３】図１２のステップ５２８で、実行状態のオ
ペレーションを続ける。
【０１０４】ここで、装置Ａの認定された公開キーＰＵ
Ｍａで暗号化され、受信された暗号文メッセージを解読
する目的で、非公開キー管理キーＰＲＭａを回復させる
ためにステップ５２８が、図１１のステップ５００に分
岐するならば、装置Ａがもはや、その機密キーを回復さ
せることができないので、その暗号解読は失敗すること
に注意する。
【０１０５】
【発明の効果】公開キー暗号システムにおいて、認定セ
ンターによって施行されたネットワーク安全保証ポリシ
ーが実行され遵守される。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明は各々が暗号システムを持つ複数のデー
タ処理装置を有する通信ネットワークを示す図である。
【図２】暗号システム２２のブロック図である。
【図３】暗号機能３０のブロック図である。
【図４】クライアント装置Ａの暗号機能環境メモリの部
分を示す図である。
【図５】認定センター１０の暗号機能環境メモリの部分
を示す図である。
【図６】構成ベクトル１６１の一部分のフォーマットの
例を示す図である。
【図７】公開キーＰＵＭａの認定を要求するために、装
置Ａから認定センターに送信される情報の例を示す図で
ある。
【図８】認定センターの非公開認定キーＰＲＣを使用す
る認定センターのデジタル署名ｄＳｉｇＰＲＣを伴うＰ
ＵＭａの公開キー認定の例を示す図である。
【図９】公開キー認定を得るために、装置Ａで実行され
るコンピュータ・プログラム及び方法の流れ図である。
【図１０】ネットワーク安全保証ポリシーを実施するた
めに、認定センター１０で実行されるコンピュータ・プ
ログラム及び方法の流れ図である。
【図１１】実行状態でのキー管理機能を実行するため
に、装置Ａで実行されるコンピュータ・プログラム及び
方法の流れ図である。
【図１２】構成ベクトルを変更するために、装置Ａで実
行されるコンピュータ・プログラム及び方法の流れ図で
ある。
【符号の説明】
２０・・・データ処理装置 ２２・・・暗号システム ３０・・・暗号機能（ＣＦ） ３１・・・インタフェース ３２・・・暗号キー・データ・セット（ＣＫＤＳ） ３４・・・暗号機能アクセス・プログラム（ＣＦＡＰ） ３６・・・応用プログラム（ＡＰＰＬ）
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ドナルド・ビィ・ジョンソン アメリカ合衆国22111、バーモント州マナ サス、クリスタル・クリーク・レーン 11635 (72)発明者 アン・ブイ・リィ アメリカ合衆国22110、バーモント州マナ サス、バトルフィールド・ドライブ 10227 (72)発明者 ウィリアム・シィ・マーティン アメリカ合衆国28025、ノースカロライナ 州コンコルド、ハイリアード・レーン 1835 (72)発明者 ロスティスロウ・プライマック アメリカ合衆国22026、バーモント州ダン フライズ、フェアウェイ・ドライブ 15900 (72)発明者 ウィリアム・エス・ローランド アメリカ合衆国28226、ノースカロライナ 州シャーロット、ロタンダ・ロード 4234 (72)発明者 ジョン・ディ・ウィルキンス アメリカ合衆国22739、バーモント州サマ ービル、ポスト・オフィス・ボックス ８ （番地なし)

Claims (8)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】第１の暗号システムを有する第１のデータ
    処理装置が、第２の暗号システムを有する第２のデータ
    処理装置に結合されたデータ処理ネットワークにおい
    て、ネットワーク安全保証ポリシーを遵守させるための
    方法であって、 上記第１のデータ処理装置でネットワーク安全保証ポリ
    シーをコード化して第１の構成ベクトルに入れ、該第１
    の構成ベクトルを上記第２のデータ処理装置に送信する
    ステップと、 上記第２のデータ処理装置の上記第１の構成ベクトルを
    解読し、上記ネットワーク安全保証ポリシーの実施に応
    答して該第２のデータ処理装置を構成するステップと、 上記第１のデータ処理装置で認定キー対である公開認定
    キー及び非公開認定キーを格納し、該公開認定キーを上
    記第２のデータ処理装置に送信するステップと、 上記第２のデータ処理装置で利用キー対である公開利用
    キー及び非公開利用キーを格納するステップと、 上記公開利用キーを確認するための要求を上記第２のデ
    ータ処理装置から上記第１のデータ処理装置に送信する
    ステップと、 検査レコードの上記第１の構成ベクトルの表示を上記第
    ２のデータ処理装置から上記第１のデータ処理装置に送
    信するステップと、 上記第１のデータ処理装置の上記検査レコードを検証
    し、上記公開利用キーの認定を上記第２のデータ処理装
    置に送信するステップであって、上記認定が、上記非公
    開認定キーを使用して上記第１のデータ処理装置によっ
    て作成されたデジタル署名を有するステップと、 上記第２のデータ処理装置への新しい構成ベクトルの格
    納に応答して、上記第２のデータ処理装置の上記非公開
    利用キーの使用を無効にするステップとを有する方法。
  2. 【請求項２】上記第１及び第２のデータ処理装置に結合
    され、第３の暗号システムを有する第３のデータ処理装
    置を、上記データ処理ネットワークが有し、上記非公開
    利用キーの使用を無効にする上記ステップに先立ち、 上記公開認定キーを上記第３のデータ処理装置に送信す
    るステップと、 上記認定を上記公開利用キーと共に上記第３のデータ処
    理装置に送信するステップであって、該認定が、上記非
    公開認定キーを使用して上記第１のデータ処理装置によ
    って作成された上記デジタル署名を有するステップと、 上記デジタル署名を解読するために、上記公開認定キー
    を使用して上記第３のデータ処理装置で上記公開利用キ
    ーを検証するステップとをさらに有する請求項１記載の
    方法。
  3. 【請求項３】第１の暗号システムを有する第１のデータ
    処理装置が、第２の暗号システムを有する第２のデータ
    処理装置に結合されたデータ処理ネットワークにおい
    て、ネットワーク安全保証ポリシーを遵守させるための
    方法であって、 上記第１のデータ処理装置でネットワーク安全保証ポリ
    シーをコード化して第１の構成ベクトルに入れ、該第１
    の構成ベクトルを上記第２のデータ処理装置に送信する
    ステップと、 上記第２のデータ処理装置の上記第１の構成ベクトルを
    解読し、上記ネットワーク安全保証ポリシーの実施に応
    答して該第２のデータ処理装置を構成するステップと、 利用キー対である公開利用キー及び非公開利用キーを上
    記第２のデータ処理装置で格納するステップと、 上記公開利用キー及び検査レコードの上記第１の構成ベ
    クトルの表示を確認するための要求を上記第２のデータ
    処理装置から上記第１のデータ処理装置に送信するステ
    ップと、 上記第１のデータ処理装置の上記検査レコードを検証
    し、上記公開利用キーの認定を上記第２のデータ処理装
    置に送信するステップであって、該認定が、上記非公開
    認定キーを使用して上記第１のデータ処理装置によって
    作成されたデジタル署名を有するステップと、 上記第２のデータ処理装置への新しい構成ベクトルの格
    納に応答して、上記第２のデータ処理装置の上記非公開
    利用キーの使用を無効にするステップとを有する方法。
  4. 【請求項４】第１の暗号システムを有する第１のデータ
    処理装置が、第２の暗号システムを有する第２のデータ
    処理装置に結合されたデータ処理ネットワークにおい
    て、ネットワーク安全保証ポリシーを遵守させるための
    装置であって、 上記第１のデータ処理装置でネットワーク安全保証ポリ
    シーをコード化して、第１の構成ベクトルに含ませ、該
    第１の構成ベクトルを上記第２のデータ処理装置に送信
    するためのコード化送信手段と、 上記第２のデータ処理装置の上記第１の構成ベクトルを
    解読し、上記ネットワーク安全保証ポリシーの実施に応
    答して上記第２のデータ処理装置を構成するための、上
    記コード化送信手段に結合された、解読構成手段と、 上記第１のデータ処理装置で認定キー対である公開認定
    キー及び非公開認定キーを格納し、上記公開認定キーを
    上記第２のデータ処理装置に送信するための第１の格納
    手段と、 利用キー対である公開利用キーと非公開利用キーを上記
    第２のデータ処理装置で格納するための第２の格納手段
    と、 上記公開利用キーを確認するための要求を上記第２のデ
    ータ処理装置から上記第１のデータ処理装置に送信する
    ための、上記第２の格納手段に結合された、第１の送信
    手段と、 検査レコードの上記第１の構成ベクトルの表示を上記第
    ２のデータ処理装置から上記第１のデータ処理装置に送
    信するための、上記解読構成手段に結合された、第２の
    送信手段と、 上記第１のデータ処理装置の上記検査レコードを検証
    し、かつ上記非公開認定キーを使用して上記第１のデー
    タ処理装置によって作成されたデジタル署名を有する、
    上記公開利用キーの認定を、上記第２のデータ処理装置
    の認定格納手段に送信するための、上記第２の送信手段
    に結合された検証送信手段と、 新しい構成ベクトルの上記第２のデータ処理装置への格
    納に応答して、上記第２のデータ処理装置の上記非公開
    利用キーの使用を無効にするための、上記解読構成手段
    に結合された、無効手段とを有する装置。
  5. 【請求項５】上記第１及び第２のデータ処理装置に結合
    され、第３の暗号システムを有する第３のデータ処理装
    置を、上記データ処理ネットワークが有し、 上記公開認定キーを上記第３のデータ処理装置に送信す
    るための上記第１の格納手段に結合された第３の送信手
    段と、 上記非公開認定キーを使用して上記第１のデータ処理装
    置によって作成された上記デジタル署名を有する上記認
    定を、上記公開利用キーで上記第３のデータ処理装置に
    送信するための、上記認定格納手段に結合された第４の
    送信手段と、 上記デジタル署名を解読するために、上記公開認定キー
    を使用して上記第３のデータ処理装置で上記公開利用キ
    ーを検証するための、上記第３及び上記第４の送信手段
    に結合された、検証手段とをさらに有する請求項４記載
    の装置。
  6. 【請求項６】第１の暗号システムを有する第１のデータ
    処理装置が、第２の暗号システムを有する上記第２のデ
    ータ処理装置に結合されたデータ処理ネットワークにお
    いて、ネットワーク安全保証ポリシーを遵守させるため
    の装置であって、 上記第１のデータ処理装置でネットワーク安全保証ポリ
    シーをコード化して第１の構成ベクトルに含ませ、該第
    １の構成ベクトルを上記第２のデータ処理装置に送信す
    るためのコード化送信手段と、 上記第２のデータ処理装置の上記第１の構成ベクトルを
    解読し、上記ネットワーク安全保証ポリシーの実施に応
    答して上記第２のデータ処理装置を構成するための、上
    記コード化手段に結合された、解読手段と、 利用キー対である公開利用キー及び非公開利用キーを上
    記第２のデータ処理装置に格納するための格納手段と、 上記公開利用キーを確認するための要求を上記第２のデ
    ータ処理装置から上記第１のデータ処理装置に送信し、
    かつ検査レコードの上記第１の構成ベクトルの表示を上
    記第２のデータ処理装置から上記第１のデータ処理装置
    に送信するための、上記格納手段に結合された、送信手
    段と、 上記第１のデータ処理装置の上記検査レコードを検証
    し、かつ上記公開利用キーの認定を上記第２のデータ処
    理装置に送信するための、上記送信手段に結合された、
    検証送信手段と、 新しい構成ベクトルの上記第２のデータ処理装置への格
    納に応答して、上記第２のデータ処理装置の上記非公開
    利用キーの使用を無効にするための、上記解読手段に結
    合された、無効手段とを有する装置。
  7. 【請求項７】上記公開利用キーを確認するための要求を
    上記第２のデータ処理装置から上記第１のデータ処理装
    置に送信するための上記送信手段が、上記公開利用キー
    についての制御ベクトル、該公開利用キー、及びソース
    識別値を送信し、 上記検査レコードを検証し、かつ上記公開利用キーの認
    定を送信するための上記検証手段が、該認定において、
    該公開利用キー、上記ソース識別値、及び上記非公開認
    定キーを用いて形成された上記デジタル署名を伴う上記
    制御ベクトルを送信する、 請求項６記載の装置。
  8. 【請求項８】上記第１構成ベクトルを上記第１のデータ
    処理装置に格納する手段と、 上記検査レコードを上記第２のデータ処理装置から上記
    第１のデータ処理装置に送信するための上記送信手段
    が、上記検査レコードの上記第１構成ベクトルのコピー
    を有し、 上記第１のデータ処理装置の上記検査レコードを検証す
    るための上記検証手段が、上記第１のデータ処理装置に
    格納された上記第１の構成ベクトルと、上記検査レコー
    ドに含まれる上記第１の構成ベクトルの上記コピーとを
    比較することによって行われる請求項６記載の装置。
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