JPH0618368B2 - 認証装置 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 （産業上の利用分野） 本発明はネットワークにおいて、通信相手ユーザあるい
はメッセージの認証さらには通信の略号化に関する。

（従来の技術） 認証方式として エー・シャミア(A.Shamir)がクリプト８４(Crypto'84)
で提案した方式は、各ユーザの氏名などのＩＤ情報を用
いた実用的方式として評価が高い。

（発明が解決しようとする問題点） シャミアの方式には次の２つの欠点がある。

１つは、正当なユーザから別の正当なユーザへの送信文
を第３者が録音しておき、後にそれを再生送信すると受
信者がその不正を検出できないことである。さらにもう
１つは暗号通信と組合せようとすると、その鍵を送るた
めの情報帯域が新たに必要となる。

（問題点を解決するための手段） 本発明によれば、認証子を作成する認証装置において、
ランダムな整数ｒを生成する乱数生成手段と、あらかじ
め定められた４つの整数ｎ、α、ｅ、ｓを記憶する記憶
手段と、少なくとも時刻と前記乱数とに依存した整数ｃ
を生成するハッシュ化手段と、前記の整数ｎ、α、ｅ、
ｓ、ｃ、ｒから２つの整数α^er(mod n) とＳ・α^cr(mod
n) から成る認証子を生成する認証子生成手段と、から
成ることを特徴とする認証装置が得られる。

また、本発明によれば、あらかじめ定められた４つの整
数ｎ、α、ｅ、ｓとランダムに選んだ整数ｒと少なくと
も時刻に依存した整数ｃから作成した２つの整数α^er(m
od n) とＳ・α^Cr(mod n) から成る認証子（ｘ，ｙ）を
送り側から受取り、認証を行なう認証装置において、少
なくとも時刻と前記認証子に依存した整数ｃ_１を生成す
るハッシュ手段と、前記整数ｎとｅを記憶する記憶手段
と、前記整数ｎ、ｅ、ｘ、ｙ、ｃ_１に対してｙ^ｅ ／ｘ
^C1(mod n) が送り側の識別情報になっているか否かを判
定する判定手段と、から成ることを特徴とする認証装置
が得られる。

さらに本発明によれば、通信相手に送るべき認証子を作
成し、鍵を生成する認証装置において、ランダムな整数
ｒを生成する乱数生成手段と、あらかじめ定められた４
つの整数ｎ、α、ｅ、ｓを記憶する記憶手段と、少なく
とも時刻と前記乱数に依存した整数ｃを生成するハッシ
ュ化手段と、前記の整数ｎ、α、ｅ、ｓ、ｃ、ｒから２
つの整数α^er(mod n) とＳ・α^Cr(mod n) から成る認証
子を生成する認証子生成手段と、通信相手から送られた
認証子が正しければそれと前記整数ｒを用いて鍵を生成
する鍵手段とから成ることを特徴とする認証装置が得ら
れる。

（作用） 第１図は本発明の作用・原理を示すごく大まかな流れ図
である。以下、認証子を作成する側を証明側、認証子を
検証する側を認証側とよぶことにする。証明側は、認証
側が検証を行えるような認証子を作成して他の必要なデ
ータと共に送る。これが第１図(a) である。一方、認証
側では送られた認証子の正否を判断する。これが第１図
(b) である。さらに、受信側では暗号用の鍵を該認証子
を用いて秘密に作成することができ、これが第１図(c)
である。暗号通信の相手側も同じ略号用の鍵を持たなく
てはならないが、これは受信側が(a) の証明側となって
認証子を送信側に送り、該送信側が認証側となって(c)
を実行すればよい。

（実施例） 第２図は本発明の一実施例を示す構成図である。ネット
ワークを介して接続されている端末の１つを送信ユーザ
が利用し、別の１つを受信ユーザが利用するものとす
る。各端末にはカードリーダが設置され、端末には認証
のためのソフトあるいはハードが組込まれ、第１図を実
行する。各ユーザには５１２ビット程度の整数ｎ、α、
ｅ_ｉ 、Ｓｉが書込まれたカードがカード発行者（又は
センター）から、配布される。ここでＳ_ｉ のみがユー
ザ毎に異なる秘密の整数で他は各ユーザに共通である。
ユーザｉのＩＤ情報をＩＤ_ｉとすると、Ｓｉは Ｓｉ^ｅ（ｍｏｄ ｎ）＝ＩＤ_ｉ を満たすように作られている。このようにできること
は、コミュニケーション・オブ・ザ・エーシーエム(Com
munication of the ACM)第21巻 2号120 頁〜126 頁に示
されている。

端末がなすべき作業は第１図に示してあるが、その中の
認証子作成、認証子検証、鍵生成の実施例を各々第３、
４、５図に示す。

認証子作成では乱数ｒを生成し、ユーザのカードから読
出したｅ、α、ｎからｘ＝α^er(mod n) を計算する。次
々に送るべきデータＤａｔａと時刻Ｔｉｍｅと前記整数
ｘのハッシュ関数値、Ｃ＝ｈａｓｈ(Time,x,Data) を計
算する。ここでハッシュ関数ｈａｓｈは例えばアイイー
イーイー(IEEE)の確認コンピュータ(COMPUTER)誌1983年
2同号55頁〜62頁に記載されている関数である。Ｄａｔ
ａは謂ゆるメッセージ以外にも送信者のＩＤ情報やその
他のデータを含めてもよい。このとき、認証子（ｘ，
ｙ）は上記ｘと ｙ＝Ｓ_ｉ・α^cr(modn) で与えられる。Ｓｉもユーザのカードから読み出した整
数である。

第４図の認証子検証では前記ハッシュ関数により同様に
ｃ＝ｈａｓｈ(Time,x,Data) を計算する。ここでＤａｔ
ａは送信側から送られたデータであり、Ｔｉｍｅは送信
側が認証子作成の際に用いた時刻情報であり、受信側で
正しくわからない場合にはＴｉｍｅを送ってもらう必要
がある。ｘは送られた認証子の一部である。次に送られ
て認証子（ｘ，ｙ）と受信側ユーザのカードからのｅ、
ｎ、ｘ、ら ｙ^e ／ｘ^c （ｍｏｄ ｎ） が送信側ユーザのＩＤ情報ＩＤ_ｉに等しいか否かを判定
する。もし等しくなければ不正データとみなす。送信側
ユーザが送った（ｘ，ｙ）を用いれば、ｘ，ｙの定義か
ら、ｎを法として ｙ^ｅ ／ｘ^ｃ ＝Ｓｉ^ｅα^cre／α^erc＝ＩＤ_ｉ となる。

第５図の鍵生成では、乱数Ｒを用いて、 ＷＫ＝Ｘ^Ｒ（ｍｏｄ ｎ） により作成する。ここでｘは認証側から送られたもので
あり、乱数Ｒは認証子作成に用いた乱数である。即ち、
受信側でも鍵生成の場合には（作用）の項で述べたよう
に認証子作成を行なうが、その時に用いた乱数Ｒであ
る。送信側でも認証子作成に用いた乱数ｒを鍵生成に用
いる。いずれの側でもＷＫはα^erR (mod n)に等しくな
る。

以上の実施例において、巾乗剰除ｚ＝ａ^ａ(mod n) の計
算は端末のソフトで行なうことも、プロセッサで行なう
こともできる。また、時刻情報Ｔｉｍｅは時刻そのもの
ではなく、毎回異なるようなビットパターンでもよく、
時刻により変わるものならよい。

（発明の効果） 以上、詳細に説明したように、本発明を用いれば第３者
による不正再送を防ぎ、あるいは暗号用の鍵生成も行な
えるという機能付きの認証が実行できるのでネットワー
ク通信などに有用である。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の作用・原理を示す流れ図、第２図は本
発明の実施例を示す構成図、第３、４、５図は第１図の
認証子作成、認証子検証、鍵生成の各実施例を示す図で
ある。図において、１０１は認証子作成機能、１０２は
認証子送信機能を、１１１、１２１は認証子受信状態
を、１１２、１２２は認証子検証機能を、１２３は鍵生
成機能を各々を示す。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.⁵ 識別記号 庁内整理番号 ＦＩ 技術表示箇所 Ｈ０４Ｌ 9/14

Claims (2)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】認証子を生成する認証子生成装置と該認証
   子の検証を行う認証子検証装置とから、構成される認証
   装置において、 前記認証生成装置は、乱数rを生成する乱数生成手段
   と、認証子作成者の識別情報と一定の関係を持つ秘密情
   報および、あらかじめ定められた複数の整数を記憶する
   記憶手段と、少なくとも時刻と前記乱数に依存した整数
   cを生成するハッシュ化手段と、前記秘密情報と前記複
   数の整数と、c、rとからあらかじめ定められた変換によ
   り認証子を生成する認証子生成手段と、からなり、 前記認証子検証装置は、少なくとも時刻と前記認証子に
   依存した整数_C1を生成するハッシュ化手段と、あらかじ
   め定められた複数の整数を記憶する記憶装置と、該整数
   と認証子と_C1からあらかじめ定められた変換を施した結
   果が送り側の識別情報になっているか否かを判定する判
   定手段と、からなることを特徴とする認証装置。
2. 【請求項２】通信相手に送るべき認証子を作成し、鍵を
   作成する認証装置において、ランダムな整数rを生成す
   る乱数手段と、あらかじめ定められた複数の整数を記憶
   する記憶手段と、少なくとも時刻と前記乱数とに依存し
   た整数cを生成するハッシュ化手段と、前記複数の整数
   とc、rから認証子を生成する認証子生成手段と、通信相
   手から送られた認証子が正しければそれと前記rを用い
   て鍵を生成する鍵生成手段と、から成ることを特徴とす
   る認証装置。