JPH0548599A - 秘密通信用ネツトワークシステム - Google Patents
秘密通信用ネツトワークシステムInfo
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- JPH0548599A JPH0548599A JP3199148A JP19914891A JPH0548599A JP H0548599 A JPH0548599 A JP H0548599A JP 3199148 A JP3199148 A JP 3199148A JP 19914891 A JP19914891 A JP 19914891A JP H0548599 A JPH0548599 A JP H0548599A
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Abstract
(57)【要約】
【目的】 相手のＩＤとセンター発行の端末情報を用い
て、各端末自身が認証された公開鍵を生成する手段を備
えることにより、複雑な認証関係を持つシステムに適用
容易な秘密通信ネットワークシステムを提供する。 【構成】 （ｑ，ｇ，ｈ，Ｐａ）はセンターの公開情
報、ここにｑは大きな素数、ｇは原始根、ｈはハッシュ
関数、ＰａはｇSaｍｏｄｑであり、Ｓａはセンターの秘
密鍵とする。端末ｉの秘密鍵をＳｉ、公開鍵をＰｉ≡ｇ
siｍｏｄ ｑとし、端末情報をｕａｉ≡ｇrai ×Ｐｉ
ｍｏｄｑ，ｖａｉ≡ｈ（ｕａｉ，ＩＤｉ）×Ｓａ＋ｒａ
ｉ ｍｏｄ（ｑ−１）とする。ここにｒａｉは乱数、Ｉ
Ｄｉは端末での識別情報である。その後端末ｊは端末ｉ
から端末情報ｕａｉ，ｖａｉとＩＤｉを受け取った上
で、端末ｉの公開鍵をＰｉ≡Ｐａh(uai,IDi)×ｖａｉ×
ｇ-vaiｍｏｄｑで求める公開鍵生成手段を採用する。
て、各端末自身が認証された公開鍵を生成する手段を備
えることにより、複雑な認証関係を持つシステムに適用
容易な秘密通信ネットワークシステムを提供する。 【構成】 （ｑ，ｇ，ｈ，Ｐａ）はセンターの公開情
報、ここにｑは大きな素数、ｇは原始根、ｈはハッシュ
関数、ＰａはｇSaｍｏｄｑであり、Ｓａはセンターの秘
密鍵とする。端末ｉの秘密鍵をＳｉ、公開鍵をＰｉ≡ｇ
siｍｏｄ ｑとし、端末情報をｕａｉ≡ｇrai ×Ｐｉ
ｍｏｄｑ，ｖａｉ≡ｈ（ｕａｉ，ＩＤｉ）×Ｓａ＋ｒａ
ｉ ｍｏｄ（ｑ−１）とする。ここにｒａｉは乱数、Ｉ
Ｄｉは端末での識別情報である。その後端末ｊは端末ｉ
から端末情報ｕａｉ，ｖａｉとＩＤｉを受け取った上
で、端末ｉの公開鍵をＰｉ≡Ｐａh(uai,IDi)×ｖａｉ×
ｇ-vaiｍｏｄｑで求める公開鍵生成手段を採用する。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明はデータの秘匿や認証のた
めに公開鍵暗号方式を採用した秘密通信用ネットワーク
システムに関する。
めに公開鍵暗号方式を採用した秘密通信用ネットワーク
システムに関する。
【０００２】
【従来の技術】暗号方式は、ある情報を第３者の詐称や
盗聴から守りつつ公開チャネルで送るために有効な技術
である。暗号方式の１つである公開鍵暗号方式は、各端
末の秘密に保持する鍵の数がネットワーク全体の端末数
に依存しないため、ＬＡＮ、衛星通信、衛星放送、銀行
間ネットワーク等の端末数の多い大規模ネットワークに
適し、近年とくに注目されている。ただし、十分な安全
性を確保した公開鍵暗号方式は、例えば数ＭＩＰＳの計
算機を用いてソフトフェアで実現すると、せいぜい数百
ｂｐｓと一般に処理速度が遅い。そのため、通常は、大
容量のデータの暗号化には高速な秘密鍵暗号方式を用
い、この秘密鍵暗号に必要となる送受信者で秘密の共有
鍵の配送に公開鍵暗号方式を用いる。例えば衛星放送に
おいては、データのスクランブルに必要となる鍵の配送
に公開鍵暗号方式を用いることにより、各ユーザは容易
な鍵管理で目的を達成できる。また、公開鍵暗号には認
証機能も存在するため、例えばパソコン通信においての
利用者の確認や、金銭取引においての相手の認証に用い
ることもできる。
盗聴から守りつつ公開チャネルで送るために有効な技術
である。暗号方式の１つである公開鍵暗号方式は、各端
末の秘密に保持する鍵の数がネットワーク全体の端末数
に依存しないため、ＬＡＮ、衛星通信、衛星放送、銀行
間ネットワーク等の端末数の多い大規模ネットワークに
適し、近年とくに注目されている。ただし、十分な安全
性を確保した公開鍵暗号方式は、例えば数ＭＩＰＳの計
算機を用いてソフトフェアで実現すると、せいぜい数百
ｂｐｓと一般に処理速度が遅い。そのため、通常は、大
容量のデータの暗号化には高速な秘密鍵暗号方式を用
い、この秘密鍵暗号に必要となる送受信者で秘密の共有
鍵の配送に公開鍵暗号方式を用いる。例えば衛星放送に
おいては、データのスクランブルに必要となる鍵の配送
に公開鍵暗号方式を用いることにより、各ユーザは容易
な鍵管理で目的を達成できる。また、公開鍵暗号には認
証機能も存在するため、例えばパソコン通信においての
利用者の確認や、金銭取引においての相手の認証に用い
ることもできる。
【０００３】公開鍵暗号方式においては、その性質上、
公開鍵の完全性の確保、すなわち、端末ｉの公開鍵とし
て使用するデータが間違いなく端末ｉの公開鍵であるこ
とが保障されていなければならない。これは、もし例え
ば端末ｉの公開鍵として使用するデータが、実は端末ｋ
の公開鍵であった場合、次の不都合が生じるからであ
る。まず、端末ｊが端末ｉに暗号通信を行う場合、端末
ｉの公開鍵（実は端末ｋの公開鍵）を用いた暗号文が送
信者ｊが望んでいない端末ｋの秘密鍵で復号できる。つ
まり、端末ｋが、端末ｊが端末ｉに宛てた電文を得るこ
とになる。また、端末ｋが端末ｉになりすまして、署名
を作成した場合、端末ｊは端末ｉの公開鍵（実は端末ｋ
の公開鍵）を用いて計算を行い、署名の作成者を端末ｉ
の誤認識する。
公開鍵の完全性の確保、すなわち、端末ｉの公開鍵とし
て使用するデータが間違いなく端末ｉの公開鍵であるこ
とが保障されていなければならない。これは、もし例え
ば端末ｉの公開鍵として使用するデータが、実は端末ｋ
の公開鍵であった場合、次の不都合が生じるからであ
る。まず、端末ｊが端末ｉに暗号通信を行う場合、端末
ｉの公開鍵（実は端末ｋの公開鍵）を用いた暗号文が送
信者ｊが望んでいない端末ｋの秘密鍵で復号できる。つ
まり、端末ｋが、端末ｊが端末ｉに宛てた電文を得るこ
とになる。また、端末ｋが端末ｉになりすまして、署名
を作成した場合、端末ｊは端末ｉの公開鍵（実は端末ｋ
の公開鍵）を用いて計算を行い、署名の作成者を端末ｉ
の誤認識する。
【０００４】次に従来技術の一例として、端末の識別情
報（以降では、ＩＤと称する）と既存の公開通信ネット
ワークとを用いての公開鍵の完全性を確保する方法につ
いて述べる。なお、ＩＤとは氏名、住所など誰でも知っ
ているその端末独自の識別情報で、いちいちリストにし
て保持しなくても見るだけで相手がわかる情報である。
報（以降では、ＩＤと称する）と既存の公開通信ネット
ワークとを用いての公開鍵の完全性を確保する方法につ
いて述べる。なお、ＩＤとは氏名、住所など誰でも知っ
ているその端末独自の識別情報で、いちいちリストにし
て保持しなくても見るだけで相手がわかる情報である。
【０００５】ＩＤを用いて公開鍵の完全性を確保する１
つの手段として、公開鍵生成手段を採用する方法があ
る。公開鍵生成手段は、通信相手の公開鍵を、センター
の公開情報と通信相手のＩＤと通信相手の公開情報を用
いて生成することによって、生成した公開鍵の完全性を
確保する手段である。ここで用いられる通信相手の公開
情報は、センター以外が偽造できないように、センター
の秘密鍵と各端末の識別情報を用いて生成される。ここ
で偽造できないという意味は、不正者が、「自身の選ん
だ秘密鍵に対応する公開鍵」を生成するための端末の公
開情報を、作り出すことが不可能であるという意味であ
る。またもし端末の公開情報から誤った公開鍵が生成さ
れ、その公開鍵が利用されたとしても、どの端末も対応
する秘密鍵を知らないので、何ら安全上の問題はない。
従って、この方法では公開鍵の正当性を間接的に確認で
き、生成した公開鍵をそのまま用いることができる。
つの手段として、公開鍵生成手段を採用する方法があ
る。公開鍵生成手段は、通信相手の公開鍵を、センター
の公開情報と通信相手のＩＤと通信相手の公開情報を用
いて生成することによって、生成した公開鍵の完全性を
確保する手段である。ここで用いられる通信相手の公開
情報は、センター以外が偽造できないように、センター
の秘密鍵と各端末の識別情報を用いて生成される。ここ
で偽造できないという意味は、不正者が、「自身の選ん
だ秘密鍵に対応する公開鍵」を生成するための端末の公
開情報を、作り出すことが不可能であるという意味であ
る。またもし端末の公開情報から誤った公開鍵が生成さ
れ、その公開鍵が利用されたとしても、どの端末も対応
する秘密鍵を知らないので、何ら安全上の問題はない。
従って、この方法では公開鍵の正当性を間接的に確認で
き、生成した公開鍵をそのまま用いることができる。
【０００６】本出願人らは特願平２−３２４４７９及び
同３２４４８０にて、公開鍵生成に係る手段を開示し
た。図３はこの従来例における公開鍵生成手段の構成を
示すものである。同図において、１は端末ｉ、２はセン
ターＡ、３は端末ｊである。以下同図に沿って従来例の
手順を説明する。 ＜センターＡのセットアップのステップ＞ （１）センターＡは、素数ｑを生成し、ｑを法とする完
全剰余系の原始根ｇを生成する。また、あるハッシュ関
数ｈを決定する。ここで、ハッシュ関数ｈとは次の４つ
の条件を満たすデータ圧縮型の一方向性関数である。
（１）ｈは通信文の分割単位であるブロックごとに独立
に計算するのではなく、通信文全てのビットに依存した
方法で計算する。（２）任意の与えられた通信文Ｍとそ
のハッシュ値ｈ（Ｍ）に関し、ｈ（Ｍ）＝ｈ（Ｘ）とな
るような他の通信文Ｘを見つけることが非常に困難であ
る。（３）ｈに関してｈ（Ｘ・Ｙ）≠ｈ（Ｘ）・ｈ
（Ｙ）を満たす必要がある。（４）ｈ（Ｍ）の計算が高
速に実行できる。具体的には、多数の１又は０からなる
信号列の１番から順次奇数番目の情報とその次の偶数番
目の情報との排他的論理和をとることにより情報量が１
／２になるようなものをいう。
同３２４４８０にて、公開鍵生成に係る手段を開示し
た。図３はこの従来例における公開鍵生成手段の構成を
示すものである。同図において、１は端末ｉ、２はセン
ターＡ、３は端末ｊである。以下同図に沿って従来例の
手順を説明する。 ＜センターＡのセットアップのステップ＞ （１）センターＡは、素数ｑを生成し、ｑを法とする完
全剰余系の原始根ｇを生成する。また、あるハッシュ関
数ｈを決定する。ここで、ハッシュ関数ｈとは次の４つ
の条件を満たすデータ圧縮型の一方向性関数である。
（１）ｈは通信文の分割単位であるブロックごとに独立
に計算するのではなく、通信文全てのビットに依存した
方法で計算する。（２）任意の与えられた通信文Ｍとそ
のハッシュ値ｈ（Ｍ）に関し、ｈ（Ｍ）＝ｈ（Ｘ）とな
るような他の通信文Ｘを見つけることが非常に困難であ
る。（３）ｈに関してｈ（Ｘ・Ｙ）≠ｈ（Ｘ）・ｈ
（Ｙ）を満たす必要がある。（４）ｈ（Ｍ）の計算が高
速に実行できる。具体的には、多数の１又は０からなる
信号列の１番から順次奇数番目の情報とその次の偶数番
目の情報との排他的論理和をとることにより情報量が１
／２になるようなものをいう。
【０００７】そして、現在のところ秘密通信用ネットワ
ークシステムでは代表的なものとして以下の２つの方法
が使用されている。１つめは、通信文に秘密鍵暗号方式
ＤＥＳ（Data Encryption Standard, データ暗号化規
格）をＣＢＣ（Cipher Block Chaining,暗号文ブロック
連鎖モード）モードで適用する方法である。２つめは、
通信文に秘密鍵暗号方式Ｒａｂｉｎの暗号化関数（２次
合同式）をＣＢＣモードで適用する方法である。なお、
これらについては、池野信一、小山謙二共著『現代暗号
理論』電子通信学会発行にくわしい。
ークシステムでは代表的なものとして以下の２つの方法
が使用されている。１つめは、通信文に秘密鍵暗号方式
ＤＥＳ（Data Encryption Standard, データ暗号化規
格）をＣＢＣ（Cipher Block Chaining,暗号文ブロック
連鎖モード）モードで適用する方法である。２つめは、
通信文に秘密鍵暗号方式Ｒａｂｉｎの暗号化関数（２次
合同式）をＣＢＣモードで適用する方法である。なお、
これらについては、池野信一、小山謙二共著『現代暗号
理論』電子通信学会発行にくわしい。
【０００８】（２）センターＡは秘密鍵Ｓａを決定し、
Ｐａ≡ｇsaｍｏｄｑ …［１］を生成する。なお、ここ
における’ａ’はセンターＡの値であることを示す添字
であり、以降の変数においても同様とする。また、ここ
で’ｍｏｄｑ’はｑで除した時の剰余を示す（なお、ｍ
ｏｄはラテン語のmodulus の略である）。 （３）（ｑ，ｇ，ｈ，Ｐａ）をセンタＡーの公開鍵とし
てシステムに公開する。
Ｐａ≡ｇsaｍｏｄｑ …［１］を生成する。なお、ここ
における’ａ’はセンターＡの値であることを示す添字
であり、以降の変数においても同様とする。また、ここ
で’ｍｏｄｑ’はｑで除した時の剰余を示す（なお、ｍ
ｏｄはラテン語のmodulus の略である）。 （３）（ｑ，ｇ，ｈ，Ｐａ）をセンタＡーの公開鍵とし
てシステムに公開する。
【０００９】 ＜センターＡによる端末ｉの端末情報生成のステップ＞
以下に、センターＡが端末ｉの端末情報を生成する場合
のステップについて説明する。この端末情報を用いて端
末ｉは自分の秘密鍵を求める。 （１）端末ｉは乱数ｘｉを発生し、これを用いてｙｉ≡
ｇxi ｍｏｄｑ …［２］を計算する。そしてこの生成
値ｙｉと自分のＩＤｉをセンターＡに示し、端末情報の
生成を請求する。
以下に、センターＡが端末ｉの端末情報を生成する場合
のステップについて説明する。この端末情報を用いて端
末ｉは自分の秘密鍵を求める。 （１）端末ｉは乱数ｘｉを発生し、これを用いてｙｉ≡
ｇxi ｍｏｄｑ …［２］を計算する。そしてこの生成
値ｙｉと自分のＩＤｉをセンターＡに示し、端末情報の
生成を請求する。
【００１０】（２）センターＡは乱数ｒaiを発生し、端
末から送られた端末の生成値ｙｉとセンターＡの秘密鍵
Ｓaを用いて、次の端末情報ｕai，ｖaiを生成する。な
お、ここにおける'ai'はセンターＡが端末ｉに対して生
成した値であることを示す添字である。 ｕai≡ｇrai ×ｙi ｍｏｄｑ …［３］ Ｈai≡ｈ（ｕai，ＩＤi ） …［４］ ｖai≡Ｈai×Ｓａ＋ｒai ｍｏｄ（ｑ−１） …［５］ （３）センターＡは端末情報ｕai，ｖaiを公開の通信路
を用いて端末ｉに配付する。
末から送られた端末の生成値ｙｉとセンターＡの秘密鍵
Ｓaを用いて、次の端末情報ｕai，ｖaiを生成する。な
お、ここにおける'ai'はセンターＡが端末ｉに対して生
成した値であることを示す添字である。 ｕai≡ｇrai ×ｙi ｍｏｄｑ …［３］ Ｈai≡ｈ（ｕai，ＩＤi ） …［４］ ｖai≡Ｈai×Ｓａ＋ｒai ｍｏｄ（ｑ−１） …［５］ （３）センターＡは端末情報ｕai，ｖaiを公開の通信路
を用いて端末ｉに配付する。
【００１１】（４）センターＡからｖaiを受け取った端
末iは、（１）で生成した乱数ｘｉを用いて、次式によ
り自分の秘密鍵Ｓｉを生成する。 Ｓｉ≡ｖai＋ｘｉ ｍｏｄ（ｑ−１） …［６］ ＜公開鍵生成のステップ＞ 端末ｊが端末ｉの公開鍵を生成する場合を説明する。 （１）端末ｊは端末ｉから端末情報ｕaiとＩＤｉを受け
取る。 （２）次の計算をして端末ｉの公開鍵Ｐｉを求める。
末iは、（１）で生成した乱数ｘｉを用いて、次式によ
り自分の秘密鍵Ｓｉを生成する。 Ｓｉ≡ｖai＋ｘｉ ｍｏｄ（ｑ−１） …［６］ ＜公開鍵生成のステップ＞ 端末ｊが端末ｉの公開鍵を生成する場合を説明する。 （１）端末ｊは端末ｉから端末情報ｕaiとＩＤｉを受け
取る。 （２）次の計算をして端末ｉの公開鍵Ｐｉを求める。
【００１２】Ｈai≡ｈ（ｕai，ＩＤｉ） …［７］ Ｐｉ≡ＰaHai ×ｕai ｍｏｄｑ …［８］ なお、［８］式右辺＝ＰaHai ×ｕai ｍｏｄｑ ≡ｇSa*Hai×ｇrai ×ｙｉ ｍｏｄｑ（［１］［３］より） ≡ｇHai*Sa×ｇrai ×ｇxi ｍｏｄｑ （［２］より） ≡ｇHai*Sa+rai+xi ｍｏｄｑ≡ｇvai+xiｍｏｄｑ（［５］より） ≡ｇSi ｍｏｄｑ （［６］より） が成り立つため、［８］式右辺を、指数（Ｉｎｄｅｘ）
計算をもとにした暗号系における、端末ｉの秘密鍵Ｓｉ
（指数）に対応する公開鍵Ｐｉ（ｑを法とする剰余）と
考えてよい。
計算をもとにした暗号系における、端末ｉの秘密鍵Ｓｉ
（指数）に対応する公開鍵Ｐｉ（ｑを法とする剰余）と
考えてよい。
【００１３】この従来例の特徴を以下に示す。 （１）他の端末はもちろんセンターですら端末ｉの秘密
鍵を求めることはできない。これは［６］式に示すとお
り、端末ｉはセンターＡが発行した端末情報ｖaiと、自
身が発生し端末ｉだけの秘密であるｘｉとを用いて、自
身の秘密鍵Ｓiを生成しているためである。
鍵を求めることはできない。これは［６］式に示すとお
り、端末ｉはセンターＡが発行した端末情報ｖaiと、自
身が発生し端末ｉだけの秘密であるｘｉとを用いて、自
身の秘密鍵Ｓiを生成しているためである。
【００１４】（２）センターＡの発行する端末情報ｕa
i，ｖaiは、公開の通信路を用いて配送することができ
る。これは上記（１）の理由により端末の秘密鍵の秘匿
性は、端末発生のｘｉの秘匿性のみに依存しており、セ
ンター発行の端末情報を公開しても安全性が劣化しない
ためである。 （３）端末の秘密鍵の更新が容易である。端末の秘密鍵
生成ステップにおいてセンターＡは乱数を用いている。
この乱数を変更することによって、端末の秘密鍵の再発
行に対応できる。
i，ｖaiは、公開の通信路を用いて配送することができ
る。これは上記（１）の理由により端末の秘密鍵の秘匿
性は、端末発生のｘｉの秘匿性のみに依存しており、セ
ンター発行の端末情報を公開しても安全性が劣化しない
ためである。 （３）端末の秘密鍵の更新が容易である。端末の秘密鍵
生成ステップにおいてセンターＡは乱数を用いている。
この乱数を変更することによって、端末の秘密鍵の再発
行に対応できる。
【００１５】（４）階層化が容易である。階層化の例を
図４に示す。同図において１は端末ｉ、２はセンター
Ａ、３は端末ｊ、４はセンターＢである。まず、センタ
ーＢが公開鍵Ｐｂを公開する。そして、センターＡを認
証し、情報ｕba，ｖbaを発行する。センターＡはこの情
報を用いて自身の秘密鍵Ｓａを求める。次にセンターＡ
が端末ｉを認証して、先ほど決定した秘密鍵Ｓａを用い
て、端末ｉの端末情報ｕai，ｖaiを発行する。端末ｉは
この端末情報を用いて自身の秘密鍵Ｓｉを求める。この
とき、端末ｊは、端末ｉからセンターＡの情報ｕbaと端
末ｉの情報ｕaiを受け取り、センターＢの公開鍵Ｐｂを
用いて、次のように２段階に公開鍵生成方法を適用し、
端末ｉの公開鍵を求める。 (a) センターＢの公開鍵Ｐｂとｕba、ＩＤａを用いてセ
ンターａの公開鍵Ｐａを求める。 (b)(a)で得られたセンターＡの公開鍵Ｐａと、ｕai、Ｉ
Ｄｉを用いて端末ｉの公開鍵Ｐｉを求める。
図４に示す。同図において１は端末ｉ、２はセンター
Ａ、３は端末ｊ、４はセンターＢである。まず、センタ
ーＢが公開鍵Ｐｂを公開する。そして、センターＡを認
証し、情報ｕba，ｖbaを発行する。センターＡはこの情
報を用いて自身の秘密鍵Ｓａを求める。次にセンターＡ
が端末ｉを認証して、先ほど決定した秘密鍵Ｓａを用い
て、端末ｉの端末情報ｕai，ｖaiを発行する。端末ｉは
この端末情報を用いて自身の秘密鍵Ｓｉを求める。この
とき、端末ｊは、端末ｉからセンターＡの情報ｕbaと端
末ｉの情報ｕaiを受け取り、センターＢの公開鍵Ｐｂを
用いて、次のように２段階に公開鍵生成方法を適用し、
端末ｉの公開鍵を求める。 (a) センターＢの公開鍵Ｐｂとｕba、ＩＤａを用いてセ
ンターａの公開鍵Ｐａを求める。 (b)(a)で得られたセンターＡの公開鍵Ｐａと、ｕai、Ｉ
Ｄｉを用いて端末ｉの公開鍵Ｐｉを求める。
【００１６】しかる後、端末ｊは端末ｉの公開鍵Ｐｉを
用いて端末ｉにデータを（公開鍵）暗号化通信し、端末
ｉが自身の秘密鍵Ｓｉを用いてこれを復号し、元のデー
タを得る。また端末ｊは、端末ｉが自身の秘密鍵Ｓｉを
用いて生成した署名を、求めた端末ｉの公開鍵Ｐｉを用
いて確認する。
用いて端末ｉにデータを（公開鍵）暗号化通信し、端末
ｉが自身の秘密鍵Ｓｉを用いてこれを復号し、元のデー
タを得る。また端末ｊは、端末ｉが自身の秘密鍵Ｓｉを
用いて生成した署名を、求めた端末ｉの公開鍵Ｐｉを用
いて確認する。
【００１７】
【発明が解決しようとする課題】しかしながらここに示
した従来の公開鍵生成手段を用いた秘密通信用ネットワ
ークシステムでは、各端末の秘密鍵および公開鍵がそれ
を認証したセンターが発行した値を用いているため、２
つ以上のセンターによって端末を認証する場合に適用で
きない。これは［６］式において端末の秘密鍵が、それ
を認証したセンターＡの発行した端末情報ｖaiを用いて
生成されていることからも分かる。
した従来の公開鍵生成手段を用いた秘密通信用ネットワ
ークシステムでは、各端末の秘密鍵および公開鍵がそれ
を認証したセンターが発行した値を用いているため、２
つ以上のセンターによって端末を認証する場合に適用で
きない。これは［６］式において端末の秘密鍵が、それ
を認証したセンターＡの発行した端末情報ｖaiを用いて
生成されていることからも分かる。
【００１８】すなわち、次のような状況を考えた場合に
不都合が生じる。端末ｊはセンターＡの公開鍵を信用し
ており、センターＡの公開鍵を用いて端末iの公開鍵を
生成したい。一方、端末ｋはセンターＢの公開鍵を信用
しており、センターＢの公開鍵を用いて端末ｉの公開鍵
を生成したい。そして端末ｉはセンターＡおよびＢから
認証され、それぞれから端末情報を得ている。この場合
に、それぞれのセンターからの端末情報を用いて生成し
た端末iの公開鍵は互いに異なっている。そのため、上
記の端末ｊと端末ｋの要望を同時に満たすことはできな
い。
不都合が生じる。端末ｊはセンターＡの公開鍵を信用し
ており、センターＡの公開鍵を用いて端末iの公開鍵を
生成したい。一方、端末ｋはセンターＢの公開鍵を信用
しており、センターＢの公開鍵を用いて端末ｉの公開鍵
を生成したい。そして端末ｉはセンターＡおよびＢから
認証され、それぞれから端末情報を得ている。この場合
に、それぞれのセンターからの端末情報を用いて生成し
た端末iの公開鍵は互いに異なっている。そのため、上
記の端末ｊと端末ｋの要望を同時に満たすことはできな
い。
【００１９】また、階層化を考えた場合には、階層の上
から秘密鍵を決定していかなければならないため、組織
変更、業務内容や取引先の変更に伴う通信先の挿入や削
除など階層構造を変更する場合も１番上の階層から再構
築する必要がある。本発明は、係る課題に鑑みてなされ
たものであり、従来例における上記４つの特徴を損なわ
ないようにした上で、以上述べたような流動的かつ複雑
な認証関係を充分に満たすことが必要とされる秘密ネッ
トワーク通信システムを提供することを目的とする。そ
のために、本発明に係る秘密通信用ネットワークシステ
ムにおける公開鍵生成は、端末の秘密鍵をそれを認証す
るセンター発行の値を用いずに構成する。
から秘密鍵を決定していかなければならないため、組織
変更、業務内容や取引先の変更に伴う通信先の挿入や削
除など階層構造を変更する場合も１番上の階層から再構
築する必要がある。本発明は、係る課題に鑑みてなされ
たものであり、従来例における上記４つの特徴を損なわ
ないようにした上で、以上述べたような流動的かつ複雑
な認証関係を充分に満たすことが必要とされる秘密ネッ
トワーク通信システムを提供することを目的とする。そ
のために、本発明に係る秘密通信用ネットワークシステ
ムにおける公開鍵生成は、端末の秘密鍵をそれを認証す
るセンター発行の値を用いずに構成する。
【００２０】
【課題を解決するための手段】上記目的を達成するた
め、請求項１に係る発明においては、固有の識別情報を
有する第１の端末と第２の端末と端末情報発行センター
とこれらを接続するネットワークを有し、前記端末情報
発行センターが、公開の一方向性関数ｆと公開の関数ｈ
を決定し、前記一方向性関数ｆは第１、第２のデータの
第１の演算の結果を入力とするｆの出力値が、前記第１
のデータのｆの出力値と前記第２のデータとを入力とす
る第２の演算の結果と等しくなり、第１、第２のデータ
の第３の演算の結果を入力とするｆの出力値が、前記第
１のデータのｆの出力値と前記第２のデータのｆの出力
値とを入力とする第４の演算の結果と等しくなる関数で
あって、端末情報発行センターの秘密鍵Ｓを入力とする
前記一方向性関数ｆの出力値Ｐを前記端末情報発行セン
ターの公開鍵として決定し、前記ｆ，ｈおよびＰを前記
端末情報発行センターの公開情報として前記第１、第２
の端末に通知するシステム初期設定手段と、前記第１の
端末が秘密鍵を決定し、秘密鍵を入力とする前記一方向
性関数ｆの出力値を前記第１の端末の公開鍵として求
め、前記第１の端末の公開鍵と第１の端末の識別情報を
前記端末情報発行センターに通知し、前記第１の端末の
端末情報を請求する端末情報請求手段と、前記端末情報
発行センターが、乱数ｒを発生し、前記乱数ｒを入力と
する前記一方向性関数ｆの出力値と前記第１の端末の公
開鍵を入力とする第４の演算の結果ｕを求め、前記ｕと
第１の端末の識別情報を前記公開の関数ｈに入力し、端
末情報発行センターの秘密鍵Ｓと前記関数ｈの出力値を
入力とする第１の演算の結果を求め、前記第１の演算の
結果と前記乱数ｒを入力とする第３の演算の結果ｖを求
め、前記ｕ，ｖを第１の端末の第１、第２の端末情報と
して、第１の端末に発行する端末情報発行手段と、前記
第１の端末が、前記第２の端末に第１、２の端末情報
ｕ，ｖと第１の端末の識別情報を送信し、第２の端末
が、第１の端末情報ｕと第１の端末の識別情報を前記公
開の関数ｈに入力し、前記端末情報発行センターの公開
鍵Ｐと前記関数ｈの出力を入力とする第２の演算の結果
を求め、前記第２の演算の結果と前記端末情報ｕを入力
とする第４の演算の結果と、前記第２の端末情報ｖを入
力とする前記一方向性関数ｆの出力値の第４の演算にお
ける逆数とを入力とする第４の演算結果を、第１の端末
の公開鍵とする公開鍵生成手段とを有することを特徴と
する秘密通信用ネットワークシステムとしている。
め、請求項１に係る発明においては、固有の識別情報を
有する第１の端末と第２の端末と端末情報発行センター
とこれらを接続するネットワークを有し、前記端末情報
発行センターが、公開の一方向性関数ｆと公開の関数ｈ
を決定し、前記一方向性関数ｆは第１、第２のデータの
第１の演算の結果を入力とするｆの出力値が、前記第１
のデータのｆの出力値と前記第２のデータとを入力とす
る第２の演算の結果と等しくなり、第１、第２のデータ
の第３の演算の結果を入力とするｆの出力値が、前記第
１のデータのｆの出力値と前記第２のデータのｆの出力
値とを入力とする第４の演算の結果と等しくなる関数で
あって、端末情報発行センターの秘密鍵Ｓを入力とする
前記一方向性関数ｆの出力値Ｐを前記端末情報発行セン
ターの公開鍵として決定し、前記ｆ，ｈおよびＰを前記
端末情報発行センターの公開情報として前記第１、第２
の端末に通知するシステム初期設定手段と、前記第１の
端末が秘密鍵を決定し、秘密鍵を入力とする前記一方向
性関数ｆの出力値を前記第１の端末の公開鍵として求
め、前記第１の端末の公開鍵と第１の端末の識別情報を
前記端末情報発行センターに通知し、前記第１の端末の
端末情報を請求する端末情報請求手段と、前記端末情報
発行センターが、乱数ｒを発生し、前記乱数ｒを入力と
する前記一方向性関数ｆの出力値と前記第１の端末の公
開鍵を入力とする第４の演算の結果ｕを求め、前記ｕと
第１の端末の識別情報を前記公開の関数ｈに入力し、端
末情報発行センターの秘密鍵Ｓと前記関数ｈの出力値を
入力とする第１の演算の結果を求め、前記第１の演算の
結果と前記乱数ｒを入力とする第３の演算の結果ｖを求
め、前記ｕ，ｖを第１の端末の第１、第２の端末情報と
して、第１の端末に発行する端末情報発行手段と、前記
第１の端末が、前記第２の端末に第１、２の端末情報
ｕ，ｖと第１の端末の識別情報を送信し、第２の端末
が、第１の端末情報ｕと第１の端末の識別情報を前記公
開の関数ｈに入力し、前記端末情報発行センターの公開
鍵Ｐと前記関数ｈの出力を入力とする第２の演算の結果
を求め、前記第２の演算の結果と前記端末情報ｕを入力
とする第４の演算の結果と、前記第２の端末情報ｖを入
力とする前記一方向性関数ｆの出力値の第４の演算にお
ける逆数とを入力とする第４の演算結果を、第１の端末
の公開鍵とする公開鍵生成手段とを有することを特徴と
する秘密通信用ネットワークシステムとしている。
【００２１】請求項２に係る発明においては、固有の識
別情報を有する第１の端末と第２の端末と端末情報発行
センターとこれらを接続するネットワークを有し、前記
端末情報発行センターが、素数もしくは素数のべき乗値
ｑと、前記ｑを法とする剰余体の原始根ｇと、公開の関
数ｈを決定し、前記ｑを法とし、端末情報発行センター
の秘密鍵Ｓをべきとする前記ｇのべき乗剰余値Ｐを前記
端末情報発行センターの公開鍵として決定し、前記ｑ，
ｇ，ｈおよびＰを前記端末情報発行センターの公開情報
として前記第１、第２の端末に通知するシステム初期設
定手段と、前記第１の端末が秘密鍵を決定し、前記ｑを
法として前記第１の端末の秘密鍵をべきとするｇのべき
乗剰余値を前記第１の端末の公開鍵として求め、前記公
開鍵と第１の端末の識別情報を前記端末情報発行センタ
ーに通知し、前記第１の端末の端末情報を請求する端末
情報請求手段と、前記端末情報発行センターが、乱数ｒ
を発生し、前記ｑを法として乱数ｒをべきとするｇのべ
き乗剰余値と前記第１の端末からの公開鍵ｐの積ｕを求
め、前記ｕと第１の端末の識別情報を前記公開の関数ｈ
に入力し、前記ｑのオイラー関数値を法としてｈの出力
値と前記端末情報発行センターの秘密鍵Ｓの積と前記乱
数ｒの和ｖを求め、前記ｕ，ｖを第１の端末の第１、第
２の端末情報として、第１の端末に発行する端末情報発
行手段と、前記第１の端末が、前記第２の端末に第１の
端末情報ｕと第２の端末情報ｖと、第１の端末の識別情
報を送信し、第２の端末が、第１の端末情報ｕと第１の
端末の識別情報を前記公開の関数ｈに入力し、ｑを法と
してｈの出力値をべきとする前記端末情報発行センター
の公開鍵Ｐのべき乗剰余値と、前記第１の端末情報ｕの
積を求め、前記第２の端末情報ｖをべきとするｇのべき
乗剰余値の逆数と前記積との積を第１の端末の公開鍵と
する公開鍵生成手段とを採用したことを特徴とする秘密
通信用ネットワークシステムとしている。
別情報を有する第１の端末と第２の端末と端末情報発行
センターとこれらを接続するネットワークを有し、前記
端末情報発行センターが、素数もしくは素数のべき乗値
ｑと、前記ｑを法とする剰余体の原始根ｇと、公開の関
数ｈを決定し、前記ｑを法とし、端末情報発行センター
の秘密鍵Ｓをべきとする前記ｇのべき乗剰余値Ｐを前記
端末情報発行センターの公開鍵として決定し、前記ｑ，
ｇ，ｈおよびＰを前記端末情報発行センターの公開情報
として前記第１、第２の端末に通知するシステム初期設
定手段と、前記第１の端末が秘密鍵を決定し、前記ｑを
法として前記第１の端末の秘密鍵をべきとするｇのべき
乗剰余値を前記第１の端末の公開鍵として求め、前記公
開鍵と第１の端末の識別情報を前記端末情報発行センタ
ーに通知し、前記第１の端末の端末情報を請求する端末
情報請求手段と、前記端末情報発行センターが、乱数ｒ
を発生し、前記ｑを法として乱数ｒをべきとするｇのべ
き乗剰余値と前記第１の端末からの公開鍵ｐの積ｕを求
め、前記ｕと第１の端末の識別情報を前記公開の関数ｈ
に入力し、前記ｑのオイラー関数値を法としてｈの出力
値と前記端末情報発行センターの秘密鍵Ｓの積と前記乱
数ｒの和ｖを求め、前記ｕ，ｖを第１の端末の第１、第
２の端末情報として、第１の端末に発行する端末情報発
行手段と、前記第１の端末が、前記第２の端末に第１の
端末情報ｕと第２の端末情報ｖと、第１の端末の識別情
報を送信し、第２の端末が、第１の端末情報ｕと第１の
端末の識別情報を前記公開の関数ｈに入力し、ｑを法と
してｈの出力値をべきとする前記端末情報発行センター
の公開鍵Ｐのべき乗剰余値と、前記第１の端末情報ｕの
積を求め、前記第２の端末情報ｖをべきとするｇのべき
乗剰余値の逆数と前記積との積を第１の端末の公開鍵と
する公開鍵生成手段とを採用したことを特徴とする秘密
通信用ネットワークシステムとしている。
【００２２】請求項３に係る発明においては、請求項１
又は２の公開鍵作成手段により作成した公開鍵もしくは
該公開鍵を利用して作成した共有鍵と伝達させるべき数
値情報もしくは本来伝達されるべき情報を数値化した情
報とからあらかじめ定められた規則によりネットワーク
を利用して送信される暗号情報を作成する送信情報暗号
化手段と、送信されてきた暗号情報から共有鍵若しくは
秘密鍵を使用するあらかじめ定められた規則により上記
伝達されるべき情報を取り出す受信情報復号手段とを有
することを特徴とする請求項１又は２記載の秘密通信用
ネットワークシステムとしている。
又は２の公開鍵作成手段により作成した公開鍵もしくは
該公開鍵を利用して作成した共有鍵と伝達させるべき数
値情報もしくは本来伝達されるべき情報を数値化した情
報とからあらかじめ定められた規則によりネットワーク
を利用して送信される暗号情報を作成する送信情報暗号
化手段と、送信されてきた暗号情報から共有鍵若しくは
秘密鍵を使用するあらかじめ定められた規則により上記
伝達されるべき情報を取り出す受信情報復号手段とを有
することを特徴とする請求項１又は２記載の秘密通信用
ネットワークシステムとしている。
【００２３】請求項４に係る発明においては、秘密鍵も
しくは公開鍵作成に使用する法ｑとして、素数の積、ｇ
としてｑの素因数の原始根又は位数がｑの素因数の５分
の１乗以上の数もしくはそのような数の積を採用したこ
とを特徴とする請求項１又は２又は３記載の秘密通信用
ネットワークシステムとしている。請求項５に係る発明
においては、請求項２又は３記載の公開鍵生成手段であ
って、公開鍵生成手段において請求項２又は４記載のｑ
を法とする前記端末情報発行センターの公開鍵Ｐのべき
乗剰余値、および前記ｑを法とする前記公開値ｇのべき
乗剰余値を、あらかじめ計算しておいた前記ｑを法とす
る剰余値を用いて求めることを特徴とした公開鍵生成手
段を採用したことを特徴とする秘密通信用ネットワーク
システムとしている。
しくは公開鍵作成に使用する法ｑとして、素数の積、ｇ
としてｑの素因数の原始根又は位数がｑの素因数の５分
の１乗以上の数もしくはそのような数の積を採用したこ
とを特徴とする請求項１又は２又は３記載の秘密通信用
ネットワークシステムとしている。請求項５に係る発明
においては、請求項２又は３記載の公開鍵生成手段であ
って、公開鍵生成手段において請求項２又は４記載のｑ
を法とする前記端末情報発行センターの公開鍵Ｐのべき
乗剰余値、および前記ｑを法とする前記公開値ｇのべき
乗剰余値を、あらかじめ計算しておいた前記ｑを法とす
る剰余値を用いて求めることを特徴とした公開鍵生成手
段を採用したことを特徴とする秘密通信用ネットワーク
システムとしている。
【００２４】
【作用】上記構成により本発明に係る公開鍵生成手段を
採用した秘密通信用ネットーワークシステムでは、上述
の構成によって第２の端末は端末情報発行センターの公
開情報と第１の端末の識別情報と、端末情報発行センタ
ーしか作れない情報である第１の端末の端末情報ｕ，ｖ
を用いて第１の端末の公開鍵を生成するため、生成した
第１の端末の完全性が保証される。
採用した秘密通信用ネットーワークシステムでは、上述
の構成によって第２の端末は端末情報発行センターの公
開情報と第１の端末の識別情報と、端末情報発行センタ
ーしか作れない情報である第１の端末の端末情報ｕ，ｖ
を用いて第１の端末の公開鍵を生成するため、生成した
第１の端末の完全性が保証される。
【００２５】
【実施例】図２は本発明に係る秘密通信ネットワークシ
ステムの全体構成を示すものである。本図において、セ
ンターＡ、端末ｉとｊは公共の通信回線により結ばれて
いる。そして、センターＡには大容量ＣＰＵが装備され
ており、本秘密通信用システムに必要な素数ｑ、原始根
ｇを求める他、本秘密通信用システムの立ち上げ、端末
の新規加入手続きなどを行う。一方、各端末ｉ、ｊには
比較的小型のコンピュータが装備され、新規加入の際
に、センターから発行した情報を用いて秘密鍵と公開鍵
を生成し、これらとセンターから発行された端末情報を
保持する。そして暗号通信の際には送信相手の識別情報
と端末情報などを用いて送信相手の公開鍵を生成し、こ
れで送りたい情報を暗号化して送信する。受け取った端
末は自分が秘密に保持している秘密鍵を用いて、暗号文
を復号しもとの情報を得る。また、送信者が自分の秘密
鍵を用いて作成した署名を確認する際は、署名作成者の
公開鍵を生成し、これを用いる。
ステムの全体構成を示すものである。本図において、セ
ンターＡ、端末ｉとｊは公共の通信回線により結ばれて
いる。そして、センターＡには大容量ＣＰＵが装備され
ており、本秘密通信用システムに必要な素数ｑ、原始根
ｇを求める他、本秘密通信用システムの立ち上げ、端末
の新規加入手続きなどを行う。一方、各端末ｉ、ｊには
比較的小型のコンピュータが装備され、新規加入の際
に、センターから発行した情報を用いて秘密鍵と公開鍵
を生成し、これらとセンターから発行された端末情報を
保持する。そして暗号通信の際には送信相手の識別情報
と端末情報などを用いて送信相手の公開鍵を生成し、こ
れで送りたい情報を暗号化して送信する。受け取った端
末は自分が秘密に保持している秘密鍵を用いて、暗号文
を復号しもとの情報を得る。また、送信者が自分の秘密
鍵を用いて作成した署名を確認する際は、署名作成者の
公開鍵を生成し、これを用いる。
【００２６】図１は本発明に係る秘密通信用ネットワー
クシステムの一実施例における公開鍵生成手段の作動の
概念を示すものである。同図において１は端末ｉ、２は
センターＡ、３は端末ｊである。以下、本図を参照しな
がら実施例における公開鍵生成の手順を説明する。 ＜センターＡのセットアップのステップ＞（１）センタ
ーＡは、素数ｑを生成し、ｑを法とする完全余剰系の原
始根ｇを生成する。また、あるハッシュ関数ｈを決定す
る。
クシステムの一実施例における公開鍵生成手段の作動の
概念を示すものである。同図において１は端末ｉ、２は
センターＡ、３は端末ｊである。以下、本図を参照しな
がら実施例における公開鍵生成の手順を説明する。 ＜センターＡのセットアップのステップ＞（１）センタ
ーＡは、素数ｑを生成し、ｑを法とする完全余剰系の原
始根ｇを生成する。また、あるハッシュ関数ｈを決定す
る。
【００２７】（２）センターＡは秘密鍵Ｓａを決定し、
Ｐａ≡ｇSaｍｏｄｑ …［９］を計算する。 （３）（ｑ，ｇ，ｈ，Ｐａ）をセンターの公開鍵として
システムに公開する。 ＜センターＡによる端末ｉの端末情報発行のステップ＞ 以下では、端末ｉが自分の秘密鍵と公開鍵を生成し、セ
ンターＡがその公開鍵に対して端末情報を発行する手順
について説明する。
Ｐａ≡ｇSaｍｏｄｑ …［９］を計算する。 （３）（ｑ，ｇ，ｈ，Ｐａ）をセンターの公開鍵として
システムに公開する。 ＜センターＡによる端末ｉの端末情報発行のステップ＞ 以下では、端末ｉが自分の秘密鍵と公開鍵を生成し、セ
ンターＡがその公開鍵に対して端末情報を発行する手順
について説明する。
【００２８】（１）端末ｉは秘密鍵Ｓｉを決定し、これ
に対する公開鍵Ｐｉを、 Ｐｉ≡ｇSi ｍｏｄｑ …［１０］ で計算する。そして公開鍵Ｐｉと自分のＩＤｉをセンタ
ーＡに示し、端末情報の発行を請求する。 （２）センターａは乱数ｒaiを発生し、端末ｉの公開鍵
ＰｉとセンターＡの秘密鍵Ｓａを用いて、次の端末情報
ｕai，ｖaiを生成する。
に対する公開鍵Ｐｉを、 Ｐｉ≡ｇSi ｍｏｄｑ …［１０］ で計算する。そして公開鍵Ｐｉと自分のＩＤｉをセンタ
ーＡに示し、端末情報の発行を請求する。 （２）センターａは乱数ｒaiを発生し、端末ｉの公開鍵
ＰｉとセンターＡの秘密鍵Ｓａを用いて、次の端末情報
ｕai，ｖaiを生成する。
【００２９】 ｕai≡ｇrai ×Ｐｉ ｍｏｄｑ …［１１］ Ｈai≡ｈ（ｕai，ＩＤｉ） …［１２］ ｖai≡Ｈai×Ｓａ＋ｒai ｍｏｄ（ｑ−１） …［１３］ （３）センターＡは端末情報ｕai，ｖaiを公開の通信路
を用いて端末ｉに配付する。
を用いて端末ｉに配付する。
【００３０】＜公開鍵の生成のステップ＞ 端末ｊが端末ｉの公開鍵を生成する手順を説明する。 （１）端末ｊは端末ｉからＩＤｉとセンターＡが認証し
た端末情報ｕai，ｖaiとを受け取る。 （２）次の計算をして端末ｉの公開鍵Ｐｉを求める。
た端末情報ｕai，ｖaiとを受け取る。 （２）次の計算をして端末ｉの公開鍵Ｐｉを求める。
【００３１】Ｈai≡ｈ（ｕai，ＩＤｉ） …［１４］ Ｐｉ≡ＰaHai ×ｕai×ｇ-vaiｍｏｄｑ …［１５］ なお、［１５］式の右辺≡ＰaHai ×ｕai×ｇ-vaiｍｏｄｑ ≡ｇSa*Hai×ｇrai ×Ｐi ×ｇ-vaiｍｏｄｑ（［９］［１１］より） ≡ｇHai*Sa+rai×ｇ-vai×Ｐi ｍｏｄｑ ≡ｇvai ×ｇ-vai×Ｐi ｍｏｄｑ（［１３］より） ≡Ｐi が成り立つ。即ち、［１５］式で求めた値は端末iが
［１０］式であらかじめ決定した公開鍵Ｐｉと一致す
る。
［１０］式であらかじめ決定した公開鍵Ｐｉと一致す
る。
【００３２】しかる後、端末ｊは入手した、しかもセン
ターの認証した公開鍵Ｐｉを使用して、送るべき情報を
例えばＲＳＡ暗号、エルガマル暗号等の公開鍵暗号方式
を用いて暗号化した上で、端末ｉに通信する信号そのも
のの秘密性が必ずしも確保されるとは限らない公開の通
信ネットワークを利用して送り、その暗号を受け取った
端末ｉは自己の秘密鍵Ｓｉを使用してその暗号文を復号
する、あるいは同じ手段で端末ｉが端末ｊの公開鍵Ｐｊ
を入手し、ｇsi.sj を両者の共有鍵とした上で秘密鍵暗
号方式を用いて公開の通信ネットワークを利用して秘密
通信を行う。なお、これらの場合、送信すべき情報の公
開鍵、共有鍵を利用した暗号化とその復号化の基本原理
としては、送信信号は通例、ことに電子計算機関連の信
号は０と１からなるデジタル信号とされており、適当な
ビット数毎に区切った場合には２進数の数字とみなせる
ことを利用する。また、伝達信号が連続的（例えばＡＭ
変調）な場合は、単位時間間隔毎にその波高をとること
により数値化した上で更に２進数に変換した秘密通信を
行う。ここに２進数に変換するのは、２進数の通信にお
いては、通信内容の正確性確保のためパリティチェック
等の技術が進んでいること、現行のパソコン等に８ビッ
ト、１６ビット、３２ビット等のものが多いようにコン
ピュータ関連の技術は２進数のデジタル信号が採用され
ていることによる。
ターの認証した公開鍵Ｐｉを使用して、送るべき情報を
例えばＲＳＡ暗号、エルガマル暗号等の公開鍵暗号方式
を用いて暗号化した上で、端末ｉに通信する信号そのも
のの秘密性が必ずしも確保されるとは限らない公開の通
信ネットワークを利用して送り、その暗号を受け取った
端末ｉは自己の秘密鍵Ｓｉを使用してその暗号文を復号
する、あるいは同じ手段で端末ｉが端末ｊの公開鍵Ｐｊ
を入手し、ｇsi.sj を両者の共有鍵とした上で秘密鍵暗
号方式を用いて公開の通信ネットワークを利用して秘密
通信を行う。なお、これらの場合、送信すべき情報の公
開鍵、共有鍵を利用した暗号化とその復号化の基本原理
としては、送信信号は通例、ことに電子計算機関連の信
号は０と１からなるデジタル信号とされており、適当な
ビット数毎に区切った場合には２進数の数字とみなせる
ことを利用する。また、伝達信号が連続的（例えばＡＭ
変調）な場合は、単位時間間隔毎にその波高をとること
により数値化した上で更に２進数に変換した秘密通信を
行う。ここに２進数に変換するのは、２進数の通信にお
いては、通信内容の正確性確保のためパリティチェック
等の技術が進んでいること、現行のパソコン等に８ビッ
ト、１６ビット、３２ビット等のものが多いようにコン
ピュータ関連の技術は２進数のデジタル信号が採用され
ていることによる。
【００３３】例えば共有鍵を利用しての秘密通信におい
ては、簡単なものとしては具体的には以下の手法を用い
る。 （１）送信は２進数としての共有鍵（０と１とからなる
例えば１０１）に同じビット数の伝達すべき信号（０と
１とからなる例えば１００）を２進数の数とみなした上
で加えた後その和（１００１）を送り、受信した方は受
信信号（１００１）から共有鍵（１０１）を引き去って
差（１００）を求め、送られてきた信号を復号する、も
し送信すべき情報が多量ならば共有鍵と同じビット数の
多数の情報に区分け後、該区分けした情報を個々に暗号
化、復号化する。
ては、簡単なものとしては具体的には以下の手法を用い
る。 （１）送信は２進数としての共有鍵（０と１とからなる
例えば１０１）に同じビット数の伝達すべき信号（０と
１とからなる例えば１００）を２進数の数とみなした上
で加えた後その和（１００１）を送り、受信した方は受
信信号（１００１）から共有鍵（１０１）を引き去って
差（１００）を求め、送られてきた信号を復号する、も
し送信すべき情報が多量ならば共有鍵と同じビット数の
多数の情報に区分け後、該区分けした情報を個々に暗号
化、復号化する。
【００３４】（２）送信情報を共有鍵と同じビット桁に
区切った上で、共有鍵の特定のビットの数字が０なら送
信情報の相応ずるビットの数字をそのままとし、１なら
ば逆にする（送信情報の数字が１なら０に、０なら１に
なる）変換により暗号化し、復号は同じ操作により行う
（従って、共有鍵が（１００）、送信情報が（１０１）
なら、暗号化した送信信号は（００１）となる）。
区切った上で、共有鍵の特定のビットの数字が０なら送
信情報の相応ずるビットの数字をそのままとし、１なら
ば逆にする（送信情報の数字が１なら０に、０なら１に
なる）変換により暗号化し、復号は同じ操作により行う
（従って、共有鍵が（１００）、送信情報が（１０１）
なら、暗号化した送信信号は（００１）となる）。
【００３５】その他、例えば現在のアメリカの銀行シス
テムなどで採用されている前述のＤＥＳ暗号を用いる。
本暗号は６４ビットのデータブロックを単位とし、鍵を
用いてこの入力値を、転置と換字を基本として攪乱する
暗号化／復号方式である。さて、以上の実施例において
は、端末は自分の秘密鍵と公開鍵を端末独自で決定す
る。従って、端末が２つ以上のセンターによって認証さ
れている場合には、その端末の公開鍵をそれぞれのセン
ターの公開鍵と、それぞれが端末を認証して発行した端
末情報を用いて生成することができる。例えばセンター
Ａ，Ｂが端末ｉを認証し、それぞれ端末情報（ｕai、ｖ
ai）（ｕbi，ｖbi）を発行しているとする。このとき、
センターＡの公開鍵Ｐａを用いて［１４］［１５］式か
ら生成した値（Ｐah(uai,IDi) ×ｕai×ｇ-vai ｍｏｄ
ｑ）とセンターＢの公開鍵Ｐｂを用いて生成した値（Ｐ
b h(uai,IDi)×ｕbi×ｇ-vbi ｍｏｄｑ）は、双方とも
最初に［１０］式で端末ｉが決定した公開鍵Ｐｉとな
る。
テムなどで採用されている前述のＤＥＳ暗号を用いる。
本暗号は６４ビットのデータブロックを単位とし、鍵を
用いてこの入力値を、転置と換字を基本として攪乱する
暗号化／復号方式である。さて、以上の実施例において
は、端末は自分の秘密鍵と公開鍵を端末独自で決定す
る。従って、端末が２つ以上のセンターによって認証さ
れている場合には、その端末の公開鍵をそれぞれのセン
ターの公開鍵と、それぞれが端末を認証して発行した端
末情報を用いて生成することができる。例えばセンター
Ａ，Ｂが端末ｉを認証し、それぞれ端末情報（ｕai、ｖ
ai）（ｕbi，ｖbi）を発行しているとする。このとき、
センターＡの公開鍵Ｐａを用いて［１４］［１５］式か
ら生成した値（Ｐah(uai,IDi) ×ｕai×ｇ-vai ｍｏｄ
ｑ）とセンターＢの公開鍵Ｐｂを用いて生成した値（Ｐ
b h(uai,IDi)×ｕbi×ｇ-vbi ｍｏｄｑ）は、双方とも
最初に［１０］式で端末ｉが決定した公開鍵Ｐｉとな
る。
【００３６】そしてこの実施例は従来例と同様に階層化
が可能である。さらに、端末情報の生成に乱数を用いて
いるため、従来例と同様に、端末の秘密鍵と公開鍵の更
新に容易に対応できる。次に、本実施例の安全性につい
て説明する。 （１）センターＡの秘密鍵の安全性 センターＡの公開鍵Ｐａから秘密鍵Ｓａを求めること
は、通信学でいう離散対数計算、数学でいう指数計算の
問題、すなわち大きな素数ｑを法とする剰余Ｐａの指数
（Ｉｎｄｅｘ）を求めることとなり、困難である。な
お、本実施例ではｑを大型計算機等の発達した今日でも
必要な計算量面から実用上十分な安全性を確保できるよ
う５１２ビット（１０進数で約１５０桁）程度の大きな
素数とし、ｑ−１が大きな素数を約数にもつようにとっ
ている。
が可能である。さらに、端末情報の生成に乱数を用いて
いるため、従来例と同様に、端末の秘密鍵と公開鍵の更
新に容易に対応できる。次に、本実施例の安全性につい
て説明する。 （１）センターＡの秘密鍵の安全性 センターＡの公開鍵Ｐａから秘密鍵Ｓａを求めること
は、通信学でいう離散対数計算、数学でいう指数計算の
問題、すなわち大きな素数ｑを法とする剰余Ｐａの指数
（Ｉｎｄｅｘ）を求めることとなり、困難である。な
お、本実施例ではｑを大型計算機等の発達した今日でも
必要な計算量面から実用上十分な安全性を確保できるよ
う５１２ビット（１０進数で約１５０桁）程度の大きな
素数とし、ｑ−１が大きな素数を約数にもつようにとっ
ている。
【００３７】なお、ここにセンターＡは端末情報生成ス
テップにおいて、乱数ｒaiを毎回変更する必要がある。
もし同一の乱数ｒaiを用いて端末ｉ，ｊの端末情報ｖa
i，ｖajを生成するならば、ｉとｊが結託することによ
ってＳａ≡（ｖai−ｖaj）／（Ｈai−Ｈaj） ｍｏｄ
（ｑ−１）の式でセンターＡの秘密鍵を求めることがで
きる。また、任意の端末ｉ，ｊの端末情報の生成に用い
るセンター発生の乱数ｒai，ｒaj間の関係、つまりｒai
≡ｃ×ｒaj ｍｏｄ（ｑ−１）のｃがもし求まると、Ｓ
ａ≡（ｖai−ｃ×ｖaj） ／（Ｈai−ｃ×Ｈaj） ｍｏ
ｄ（ｑ−１）によってセンターの秘密鍵を求めることが
できる。もっとも他の端末が公開情報ｕai，ｕaj，Ｐ
ｉ，Ｐｊからこのｃを求めるには（ｕai／Ｐｉ）≡（ｕ
aj／Ｐｊ）c ｍｏｄｑをｃについて解く必要があり、こ
れは自明な場合を除き困難である。なお、乱数の作成自
体は現在多数のプログラム、手法が販売されているため
それらを使用すれば充分である。 （２）端末の秘密鍵の安全性 端末ｉの公開鍵Ｐｉから秘密鍵Ｓｉを求めることは、ｑ
を大きくとると他の端末はもちろんセンターですら必要
な計算量が膨大なため困難である。また、第３の端末が
端末ｘの公開鍵を偽造するためには、次の［１６］式を
満たすｕax，ｖaxを求める必要がある。
テップにおいて、乱数ｒaiを毎回変更する必要がある。
もし同一の乱数ｒaiを用いて端末ｉ，ｊの端末情報ｖa
i，ｖajを生成するならば、ｉとｊが結託することによ
ってＳａ≡（ｖai−ｖaj）／（Ｈai−Ｈaj） ｍｏｄ
（ｑ−１）の式でセンターＡの秘密鍵を求めることがで
きる。また、任意の端末ｉ，ｊの端末情報の生成に用い
るセンター発生の乱数ｒai，ｒaj間の関係、つまりｒai
≡ｃ×ｒaj ｍｏｄ（ｑ−１）のｃがもし求まると、Ｓ
ａ≡（ｖai−ｃ×ｖaj） ／（Ｈai−ｃ×Ｈaj） ｍｏ
ｄ（ｑ−１）によってセンターの秘密鍵を求めることが
できる。もっとも他の端末が公開情報ｕai，ｕaj，Ｐ
ｉ，Ｐｊからこのｃを求めるには（ｕai／Ｐｉ）≡（ｕ
aj／Ｐｊ）c ｍｏｄｑをｃについて解く必要があり、こ
れは自明な場合を除き困難である。なお、乱数の作成自
体は現在多数のプログラム、手法が販売されているため
それらを使用すれば充分である。 （２）端末の秘密鍵の安全性 端末ｉの公開鍵Ｐｉから秘密鍵Ｓｉを求めることは、ｑ
を大きくとると他の端末はもちろんセンターですら必要
な計算量が膨大なため困難である。また、第３の端末が
端末ｘの公開鍵を偽造するためには、次の［１６］式を
満たすｕax，ｖaxを求める必要がある。
【００３８】 ｇSx×ｇvax ≡ Ｐａh(uax,IDx)×ｕax ｍｏｄｑ …［１６］ これは［１４］［１５］式を用いて算出されるＰxを、
偽造した端末ｘの秘密鍵Ｓｘに対応する公開鍵とするた
めである。ここで偽造者がｕaxを任意に決定し、［１
６］式を満足するｖax、Ｓｘを求めるのはｑを充分大き
くとると困難になる。逆に、ｖaxを任意に決定し、［１
６］式を満足するｕax、Ｓｘを求めることは少なくとも
上述の離散対数問題、指数を求める問題と同程度に困難
である。
偽造した端末ｘの秘密鍵Ｓｘに対応する公開鍵とするた
めである。ここで偽造者がｕaxを任意に決定し、［１
６］式を満足するｖax、Ｓｘを求めるのはｑを充分大き
くとると困難になる。逆に、ｖaxを任意に決定し、［１
６］式を満足するｕax、Ｓｘを求めることは少なくとも
上述の離散対数問題、指数を求める問題と同程度に困難
である。
【００３９】次に本実施例における公開鍵生成の処理時
間や必要となるメモリ容量等について説明する。まず、
公開鍵を生成するために必要となるべき乗剰余演算は、
［１５］式で示すとおり、ｑを法としてハッシュ関数の
出力値をべきとする演算と、端末情報ｖをべきとする演
算の計２回である。これは従来の約２倍の処理量とな
る。このうち、ハッシュ関数値をべきとする演算は、そ
のハッシュ関数の出力値を安全性を劣化させない限度
（例えば１２８ビット）まで小さく取ることによって軽
減される。 また、各端末ごとの公開情報はｕai、ｖai
の２ワード（１ワード＝ｌｏｇ２ｑビット）である。こ
のメモリ容量も従来の約２倍に増加している。
間や必要となるメモリ容量等について説明する。まず、
公開鍵を生成するために必要となるべき乗剰余演算は、
［１５］式で示すとおり、ｑを法としてハッシュ関数の
出力値をべきとする演算と、端末情報ｖをべきとする演
算の計２回である。これは従来の約２倍の処理量とな
る。このうち、ハッシュ関数値をべきとする演算は、そ
のハッシュ関数の出力値を安全性を劣化させない限度
（例えば１２８ビット）まで小さく取ることによって軽
減される。 また、各端末ごとの公開情報はｕai、ｖai
の２ワード（１ワード＝ｌｏｇ２ｑビット）である。こ
のメモリ容量も従来の約２倍に増加している。
【００４０】ところで、実施例におけるＰａおよびｇの
べき乗剰余値を、ｑを法とし、べきとして取りうる値に
対応した値をあらかじめ求めてテーブルに格納してお
き、このテーブルを参照することにより、高速に求める
ことができる。例えば、Ｐａのべき乗剰余値を求める場
合について述べる。まず、あらかじめＰａ2 ｍｏｄｑ，
Ｐa4 ｍｏｄｑ，Ｐa8 ｍｏｄｑ，…，Ｐa2＾(k-1)
ｍｏｄｑ （ここに’＾’はべき乗を示す。）を求めて
テーブルに格納しておく。そして、Ｐa Hi ｍｏｄｑを
求めるにはＨｉを２進展開しその各ビットに対応する上
記テーブル値をｑを法とする剰余系上で乗算すればよ
い。この場合の乗算剰余演算の回数は平均してｋ／２回
であり、テーブル値を用いない場合に比べて３倍の高速
化が実現できる。高速なメモリが安価で手にはいる今
日、テーブル値を用いたこの高速演算手段はユーザの負
担を軽減し有効な手段である。
べき乗剰余値を、ｑを法とし、べきとして取りうる値に
対応した値をあらかじめ求めてテーブルに格納してお
き、このテーブルを参照することにより、高速に求める
ことができる。例えば、Ｐａのべき乗剰余値を求める場
合について述べる。まず、あらかじめＰａ2 ｍｏｄｑ，
Ｐa4 ｍｏｄｑ，Ｐa8 ｍｏｄｑ，…，Ｐa2＾(k-1)
ｍｏｄｑ （ここに’＾’はべき乗を示す。）を求めて
テーブルに格納しておく。そして、Ｐa Hi ｍｏｄｑを
求めるにはＨｉを２進展開しその各ビットに対応する上
記テーブル値をｑを法とする剰余系上で乗算すればよ
い。この場合の乗算剰余演算の回数は平均してｋ／２回
であり、テーブル値を用いない場合に比べて３倍の高速
化が実現できる。高速なメモリが安価で手にはいる今
日、テーブル値を用いたこの高速演算手段はユーザの負
担を軽減し有効な手段である。
【００４１】このため、情報の数値化手段、マイクロコ
ンピュータ等の発達した今日、これらの高速計算のため
の手段をも併せて採用することにより、本発明に係る秘
密通信用ネットワークシステムは、既在の公衆回線、Ｌ
ＡＮ等の設備をそのまま流用することにより、ユーザに
大きな負担をかけることなく実現できる。
ンピュータ等の発達した今日、これらの高速計算のため
の手段をも併せて採用することにより、本発明に係る秘
密通信用ネットワークシステムは、既在の公衆回線、Ｌ
ＡＮ等の設備をそのまま流用することにより、ユーザに
大きな負担をかけることなく実現できる。
【００４２】以上、本発明を実施例に基づき説明した
が、本発明は何も上記実施例に限定されないのは勿論で
ある。即ち、秘密鍵生成手段としては、大きな素数を法
とする原始根の指数から剰余を求めるのは簡単である
が、剰余と原始根から指数を求めるのは困難であるとい
うことに基づいた公開鍵生成手段を採用した場合につい
て説明したが、同じ性質が有るなら、他の手段を採用し
てもよいのは勿論である。例えばビット数の大きい素数
の場合には、素数であることの確認及び原始根を見つけ
だすための計算量が膨大となるためｑとして素数のかわ
りに実用上素数とみなしてもよい数、具体的には素因数
の個数が高々数個の合成数、素数の整数べき剰値、ある
いは通信内容の重要性がそれほどでなく、一方通信シス
テムの計算機容量に制約がある場合には原始根を見つけ
だすのが容易な２の整数べき剰値＋１若しくは−１の形
の素数が採用されてもよい。なお、２の整数べき剰値＋
１若しくは−１の形の素数の場合には、現行のパソコン
が８ビット、１６ビット、３２ビットと２のべき乗のビ
ットのものが多いため、プログラミング処理においても
便利なことも多い。また、原始根のかわりに位数が充分
に大きい、具体的には位数が法ｑの素因数の１／５乗以
上の数を採用してもよい。この場合でも、法ｑの素因数
のビット数が１５０以上なら、通信内容の重要性によっ
ては実用上充分安全なものとなる。要は、各端末、セン
ターの装備する計算機の能力等の設備、交信内容の重要
性等に応じて適宜最適の素数等が選択される。更に、公
開鍵の原理そのものとしても、実施例では、ｆ（ｘ）≡
ｇx ｍｏｄｑ上の一方向性関数として、この関数におけ
る、 ｆ（ａ×ｂ）≡｛ｆ（ａ）｝b ｆ（ａ＋ｂ）≡ｆ（ａ）×ｆ（ｂ） なる性質に基づいて構成したが、一般には、一方向性関
数ｆと２つの２項演算ｏｐ１、ｏｐ２と２つの多項演算
ｏｐ３、ｏｐ４ ｏｐ１（ａ，ｂ） ｏｐ２（ａ，ｂ） ｏｐ３（ａ，ｂ） ｏｐ４（ａ，ｂ） の間に次の関係式 ｆ（ｏｐ１（ａ，ｂ））≡ｏｐ２（ｆ（ａ），ｂ） ｆ（ｏｐ３（ａ，ｂ））≡ｏｐ４（ｆ（ａ），ｆ（ｂ）） が成り立つ場合、同様の公開鍵生成方法を構成すること
ができる。このような性質を満足する一方向性関数ｆの
例としては上記ｆ（ｘ）≡ｇx ｍｏｄ ｑ、他に楕円曲
線ｙ2 ＝ｘ3 ＋αｘ＋β上のいわゆる離散対数問題の基
本式を一方向性関数とする等が考えられている。
が、本発明は何も上記実施例に限定されないのは勿論で
ある。即ち、秘密鍵生成手段としては、大きな素数を法
とする原始根の指数から剰余を求めるのは簡単である
が、剰余と原始根から指数を求めるのは困難であるとい
うことに基づいた公開鍵生成手段を採用した場合につい
て説明したが、同じ性質が有るなら、他の手段を採用し
てもよいのは勿論である。例えばビット数の大きい素数
の場合には、素数であることの確認及び原始根を見つけ
だすための計算量が膨大となるためｑとして素数のかわ
りに実用上素数とみなしてもよい数、具体的には素因数
の個数が高々数個の合成数、素数の整数べき剰値、ある
いは通信内容の重要性がそれほどでなく、一方通信シス
テムの計算機容量に制約がある場合には原始根を見つけ
だすのが容易な２の整数べき剰値＋１若しくは−１の形
の素数が採用されてもよい。なお、２の整数べき剰値＋
１若しくは−１の形の素数の場合には、現行のパソコン
が８ビット、１６ビット、３２ビットと２のべき乗のビ
ットのものが多いため、プログラミング処理においても
便利なことも多い。また、原始根のかわりに位数が充分
に大きい、具体的には位数が法ｑの素因数の１／５乗以
上の数を採用してもよい。この場合でも、法ｑの素因数
のビット数が１５０以上なら、通信内容の重要性によっ
ては実用上充分安全なものとなる。要は、各端末、セン
ターの装備する計算機の能力等の設備、交信内容の重要
性等に応じて適宜最適の素数等が選択される。更に、公
開鍵の原理そのものとしても、実施例では、ｆ（ｘ）≡
ｇx ｍｏｄｑ上の一方向性関数として、この関数におけ
る、 ｆ（ａ×ｂ）≡｛ｆ（ａ）｝b ｆ（ａ＋ｂ）≡ｆ（ａ）×ｆ（ｂ） なる性質に基づいて構成したが、一般には、一方向性関
数ｆと２つの２項演算ｏｐ１、ｏｐ２と２つの多項演算
ｏｐ３、ｏｐ４ ｏｐ１（ａ，ｂ） ｏｐ２（ａ，ｂ） ｏｐ３（ａ，ｂ） ｏｐ４（ａ，ｂ） の間に次の関係式 ｆ（ｏｐ１（ａ，ｂ））≡ｏｐ２（ｆ（ａ），ｂ） ｆ（ｏｐ３（ａ，ｂ））≡ｏｐ４（ｆ（ａ），ｆ（ｂ）） が成り立つ場合、同様の公開鍵生成方法を構成すること
ができる。このような性質を満足する一方向性関数ｆの
例としては上記ｆ（ｘ）≡ｇx ｍｏｄ ｑ、他に楕円曲
線ｙ2 ＝ｘ3 ＋αｘ＋β上のいわゆる離散対数問題の基
本式を一方向性関数とする等が考えられている。
【００４３】更に、公開鍵、秘密鍵を利用しての伝達す
べき情報の暗号化、復号化の手段としては、送信すべき
情報そのものが２進数と限らない以上１０進数等を使用
してもよい。次に、上記実施例における端末ｊが端末ｉ
の公開鍵入手前に使用した通信ネットワークとそれ以降
に使用する通信ネットワークとは物理的に同一のものを
使用するとは限らないのも勿論である。また、通信ネッ
トワークとは、衛星放送やＬＡＮやＮＴＴの回線のよう
なものに限らず、フロッピーディスクの運搬等のオフラ
イン通信をも含むのは勿論である。
べき情報の暗号化、復号化の手段としては、送信すべき
情報そのものが２進数と限らない以上１０進数等を使用
してもよい。次に、上記実施例における端末ｊが端末ｉ
の公開鍵入手前に使用した通信ネットワークとそれ以降
に使用する通信ネットワークとは物理的に同一のものを
使用するとは限らないのも勿論である。また、通信ネッ
トワークとは、衛星放送やＬＡＮやＮＴＴの回線のよう
なものに限らず、フロッピーディスクの運搬等のオフラ
イン通信をも含むのは勿論である。
【００４４】
【発明の効果】以上の説明から明らかなように本発明に
係る秘密ネットワーク通信システムにおいては、各端末
自身がそれを認証するセンターに依存せずに秘密鍵と公
開鍵を決定できる。そのため、本発明は様々な入り組ん
だ認証関係が必要な既存のシステムへ容易に適用するこ
とができる。更に、本発明を階層的に組み入れる際も各
階層が独立に秘密鍵を決定すればよいため、挿入や削除
など階層構造を変更する場合も端末情報だけを再発行す
るだけでよく、容易になしえる。しかも、従来の秘密ネ
ットワーク通信システムの特徴は満たしている。
係る秘密ネットワーク通信システムにおいては、各端末
自身がそれを認証するセンターに依存せずに秘密鍵と公
開鍵を決定できる。そのため、本発明は様々な入り組ん
だ認証関係が必要な既存のシステムへ容易に適用するこ
とができる。更に、本発明を階層的に組み入れる際も各
階層が独立に秘密鍵を決定すればよいため、挿入や削除
など階層構造を変更する場合も端末情報だけを再発行す
るだけでよく、容易になしえる。しかも、従来の秘密ネ
ットワーク通信システムの特徴は満たしている。
【００４５】さらに、公開鍵生成の部分の計算は、あら
かじめ求めておいた剰余値を用いることによって、安全
性を損なうことなく処理の高速化を実現することが可能
である。
かじめ求めておいた剰余値を用いることによって、安全
性を損なうことなく処理の高速化を実現することが可能
である。
【図１】本発明の一実施例による公開鍵生成方法の構成
図である。
図である。
【図２】本発明に係る秘密通信ネットワークの全体構成
図である。
図である。
【図３】従来例の公開鍵生成方法の構成図である。
【図４】従来例の公開鍵生成方法における階層化の例を
示した図である。
示した図である。
１ 端末ｉ ２ センターＡ ３ 端末ｊ ４ センターＢ
Claims (5)
- 【請求項１】 固有の識別情報を有する第１の端末と第
２の端末と端末情報発行センターとこれらを接続するネ
ットワークを有し、 前記端末情報発行センターが、公開の一方向性関数ｆと
公開の関数ｈを決定し、前記一方向性関数ｆは第１、第
２のデータの第１の演算の結果を入力とするｆの出力値
が、前記第１のデータのｆの出力値と前記第２のデータ
とを入力とする第２の演算の結果と等しくなり、第１、
第２のデータの第３の演算の結果を入力とするｆの出力
値が、前記第１のデータのｆの出力値と前記第２のデー
タのｆの出力値とを入力とする第４の演算の結果と等し
くなる関数であって、端末情報発行センターの秘密鍵Ｓ
を入力とする前記一方向性関数ｆの出力値Ｐを前記端末
情報発行センターの公開鍵として決定し、前記ｆ，ｈお
よびＰを前記端末情報発行センターの公開情報として前
記第１、第２の端末に通知するシステム初期設定手段
と、 前記第１の端末が秘密鍵を決定し、秘密鍵を入力とする
前記一方向性関数ｆの出力値を前記第１の端末の公開鍵
として求め、前記第１の端末の公開鍵と第１の端末の識
別情報を前記端末情報発行センターに通知し、前記第１
の端末の端末情報を請求する端末情報請求手段と、 前記端末情報発行センターが、乱数ｒを発生し、前記乱
数ｒを入力とする前記一方向性関数ｆの出力値と前記第
１の端末の公開鍵を入力とする第４の演算の結果ｕを求
め、前記ｕと第１の端末の識別情報を前記公開の関数ｈ
に入力し、端末情報発行センターの秘密鍵Ｓと前記関数
ｈの出力値を入力とする第１の演算の結果を求め、前記
第１の演算の結果と前記乱数ｒを入力とする第３の演算
の結果ｖを求め、前記ｕ，ｖを第１の端末の第１、第２
の端末情報として、第１の端末に発行する端末情報発行
手段と、 前記第１の端末が、前記第２の端末に第１、２の端末情
報ｕ，ｖと第１の端末の識別情報を送信し、第２の端末
が、第１の端末情報ｕと第１の端末の識別情報を前記公
開の関数ｈに入力し、前記端末情報発行センターの公開
鍵Ｐと前記関数ｈの出力を入力とする第２の演算の結果
を求め、前記第２の演算の結果と前記端末情報ｕを入力
とする第４の演算の結果と、前記第２の端末情報ｖを入
力とする前記一方向性関数ｆの出力値の第４の演算にお
ける逆数とを入力とする第４の演算結果を、第１の端末
の公開鍵とする公開鍵生成手段とを有することを特徴と
する秘密通信用ネットワークシステム。 - 【請求項２】 固有の識別情報を有する第１の端末と第
２の端末と端末情報発行センターとこれらを接続するネ
ットワークを有し、 前記端末情報発行センターが、素数もしくは素数のべき
乗値ｑと、前記ｑを法とする剰余体の原始根ｇと、公開
の関数ｈを決定し、前記ｑを法とし、端末情報発行セン
ターの秘密鍵Ｓをべきとする前記ｇのべき乗剰余値Ｐを
前記端末情報発行センターの公開鍵として決定し、前記
ｑ，ｇ，ｈおよびＰを前記端末情報発行センターの公開
情報として前記第１、第２の端末に通知するシステム初
期設定手段と、 前記第１の端末が秘密鍵を決定し、前記ｑを法として前
記第１の端末の秘密鍵をべきとするｇのべき乗剰余値を
前記第１の端末の公開鍵として求め、前記公開鍵と第１
の端末の識別情報を前記端末情報発行センターに通知
し、前記第１の端末の端末情報を請求する端末情報請求
手段と、 前記端末情報発行センターが、乱数ｒを発生し、前記ｑ
を法として乱数ｒをべきとするｇのべき乗剰余値と前記
第１の端末からの公開鍵ｐの積ｕを求め、前記ｕと第１
の端末の識別情報を前記公開の関数ｈに入力し、前記ｑ
のオイラー関数値を法としてｈの出力値と前記端末情報
発行センターの秘密鍵Ｓの積と前記乱数ｒの和ｖを求
め、前記ｕ，ｖを第１の端末の第１、第２の端末情報と
して、第１の端末に発行する端末情報発行手段と、 前記第１の端末が、前記第２の端末に第１の端末情報ｕ
と第２の端末情報ｖと、第１の端末の識別情報を送信
し、第２の端末が、第１の端末情報ｕと第１の端末の識
別情報を前記公開の関数ｈに入力し、ｑを法としてｈの
出力値をべきとする前記端末情報発行センターの公開鍵
Ｐのべき乗剰余値と、前記第１の端末情報ｕの積を求
め、前記第２の端末情報ｖをべきとするｇのべき乗剰余
値の逆数と前記積との積を第１の端末の公開鍵とする公
開鍵生成手段とを採用したことを特徴とする秘密通信用
ネットワークステム。 - 【請求項３】 請求項１又は２の公開鍵作成手段により
作成した公開鍵もしくは該公開鍵を利用して作成した共
有鍵と伝達させるべき数値情報もしくは本来伝達される
べき情報を数値化した情報とからあらかじめ定められた
規則によりネットワークを利用して送信される暗号情報
を作成する送信情報暗号化手段と、 送信されてきた暗号情報から共有鍵若しくは秘密鍵を使
用するあらかじめ定められた規則により上記伝達される
べき情報を取り出す受信情報復号手段とを有することを
特徴とする請求項１又は２記載の秘密通信用ネットワー
クシステム。 - 【請求項４】 秘密鍵もしくは公開鍵作成に使用する法
ｑとして、素数の積を採用し、ｇとして原始根もしくは
位数がｑの素因数の５分の１乗以上の数もしくはそのよ
うな数の積を採用したことを特徴とする請求項１又は２
又は３記載の秘密通信用ネットワークシステム。 - 【請求項５】 請求項２又は３記載の公開鍵生成手段で
あって、公開鍵生成手段において請求項２又は４記載の
ｑを法とする前記端末情報発行センターの公開鍵Ｐのべ
き乗剰余値、および前記ｑを法とする前記公開値ｇのべ
き乗剰余値を、あらかじめ計算しておいた前記ｑを法と
する剰余値を用いて求めることを特徴とした公開鍵生成
手段を採用したことを特徴とする秘密通信用ネットワー
クシステム。
Priority Applications (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP3199148A JP2942395B2 (ja) | 1991-08-08 | 1991-08-08 | 秘密通信用ネットワークシステム |
| US07/809,134 US5199070A (en) | 1990-12-18 | 1991-12-18 | Method for generating a public key |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP3199148A JP2942395B2 (ja) | 1991-08-08 | 1991-08-08 | 秘密通信用ネットワークシステム |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0548599A true JPH0548599A (ja) | 1993-02-26 |
| JP2942395B2 JP2942395B2 (ja) | 1999-08-30 |
Family
ID=16402951
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP3199148A Expired - Fee Related JP2942395B2 (ja) | 1990-12-18 | 1991-08-08 | 秘密通信用ネットワークシステム |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2942395B2 (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2002508529A (ja) * | 1998-03-23 | 2002-03-19 | サーティコム コーポレーション | 内在的証明書方式 |
| US8457307B2 (en) | 2007-07-17 | 2013-06-04 | Certicom Corp. | Method and system for generating implicit certificates and applications to identity-based encryption (IBE) |
-
1991
- 1991-08-08 JP JP3199148A patent/JP2942395B2/ja not_active Expired - Fee Related
Cited By (8)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2002508529A (ja) * | 1998-03-23 | 2002-03-19 | サーティコム コーポレーション | 内在的証明書方式 |
| JP2010097236A (ja) * | 1998-03-23 | 2010-04-30 | Certicom Corp | 内在的証明書方式 |
| US8270601B2 (en) | 1998-03-23 | 2012-09-18 | Certicom Corp. | Implicit certificate scheme |
| JP2013102549A (ja) * | 1998-03-23 | 2013-05-23 | Certicom Corp | 内在的証明書方式 |
| US8705735B2 (en) | 1998-03-23 | 2014-04-22 | Certicom Corp. | Implicit certificate scheme |
| US8712042B2 (en) | 1998-03-23 | 2014-04-29 | Certicom Corp. | Implicit certificate scheme |
| US8457307B2 (en) | 2007-07-17 | 2013-06-04 | Certicom Corp. | Method and system for generating implicit certificates and applications to identity-based encryption (IBE) |
| US9071445B2 (en) | 2007-07-17 | 2015-06-30 | Certicom Corp. | Method and system for generating implicit certificates and applications to identity-based encryption (IBE) |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JP2942395B2 (ja) | 1999-08-30 |
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| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| LAPS | Cancellation because of no payment of annual fees |