JPH07170257A - 通信ネットワークにおけるユーザを確認する方法および装置 - Google Patents

通信ネットワークにおけるユーザを確認する方法および装置

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JPH07170257A
JPH07170257A JP4060593A JP6059392A JPH07170257A JP H07170257 A JPH07170257 A JP H07170257A JP 4060593 A JP4060593 A JP 4060593A JP 6059392 A JP6059392 A JP 6059392A JP H07170257 A JPH07170257 A JP H07170257A
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Abstract

(57)【要約】 【目的】本発明の目的は、通信ネットワーク・ユーザを
確認するための装置、およびこの装置を実現するための
手段を提供することにある。 【構成】第１の呼かけＮ１が第１のユーザＡから第２の
ユーザＢに送信される。第１の呼かけに応答して、Ｂは
呼かけに対する第１の形式の第１の応答と第２の呼かけ
Ｎ２を生成してＡに送信する。Ａは、第１の応答が正し
いことを検証する。Ａは次に第２の呼かけに対する第２
の形式の第２の応答を生成してＢに送信し、Ｂは第２の
応答を検証する。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は概して、無許可のネット
ワーク・ユーザやプログラム等その他のネットワーク・
エンティティに対して機密保護を維持するための方法に
関するものである。具体的には、他のネットワーク・ユ
ーザまたはネットワーク・ノードとの通信を確立しよう
とするユーザが、本当にそのユーザ本人であることを確
認するための方法に関するものである。
【０００２】
【従来の技術とその問題点】ネットワーク内でユーザが
確認できると、通信しようとしている一組のユーザが互
いに自分の身元を証明することが可能になる。文献中で
考察されている確認プロトコルには多数の変形がある。
適当なパラメータに適用される秘密のディジタル・キー
や秘密の数理関数など、共有の秘密の使用を必要とする
ものもあり、公開キー式プロトコルを使用するものもあ
る。本発明は主として共有の秘密を使用する確認プロト
コルに関するものであるが、公開キー方式で使用できる
ように容易に適合させることもできる。
【０００３】従来技術に関連して、米国特許第４８９０
３２３号明細書は、第１の専用キーを使って、メッセー
ジの内容に対する暗号化された検査合計を計算する、フ
ァイルおよび送信側の確認について記載している。この
検査合計が「呼かけ」としてユーザに出され、ユーザは
第２の専用キーを使って結果を計算する。この結果が確
認コードとして応答に付加されてから、応答が送信され
る。したがって前記第１および第２の暗号キーを有する
応答の受信側は、受け取った応答から予想される確認コ
ードを計算し、それを受け取ったコードと比較すること
により、メッセージの内容および送信側の身元をチェッ
クすることができる。
【０００４】米国特許第４９１９５４５号明細書は、フ
ァイル確認の方法を開示している。実行ノードが、資格
および署名を呼出しノードに送る。資格としては、ファ
イルの識別子とファイルに対するアクセス権が含まれ
る。署名は、実行ノードで、呼出しノードに固有なキー
を使って資格を暗号化することによって形成され、実行
ノードにのみ記憶される。ファイルに対するアクセス要
求は、資格および署名と一緒に呼出しノードから実行ノ
ードに送られる。実行ノードで、呼出しノードと関連す
る暗号化キーを使って資格を暗号化することによって要
求が確認される。ファイルに対するアクセスは、実行ノ
ードで生成された署名が、呼出しノードから受け取った
署名と一致したときのみ許可される。
【０００５】米国特許第４１９３１３１号明細書は、暗
号化キーの配布および共有の非公開キーを使ったユーザ
確認方法を開示している。第１の局はこのキーを使って
第１の検証番号を暗号化して、第１の局の暗号文を作成
し、これを第２の局に送る。第２の局では、キーを使っ
て第１の局の暗号文をさらに暗号化して、第２の局の暗
号文を作成し、これを第１の局に送り返す。第１の局は
第１の検証用暗号文を再暗号化し、これを受け取った第
２の局の暗号文と比較して、第２の局が第２の局の暗号
文の発信元であることを検証する。この確認は、２つの
局の操作キーが同一である場合のみ可能である。
【０００６】米国特許第４３８６２３３号明細書も、問
題のユーザに関連する識別子から導かれた認証キーと、
許可された暗号機能ユーザにのみアクセス可能な交換キ
ーとを使って暗号キーを暗号化することにより暗号キー
を認証する、キー配布システムおよびユーザ確認方法を
開示している。暗号機能ユーザの身元が、交換キーにア
クセスするための条件として確認される。この確認は、
ユーザから供給されたパスワード指定を、当該の許可さ
れたユーザの識別子から導かれた認証暗号キーと交換キ
ーとを使って暗号機能で暗号化することによって認証さ
れた、予め記憶されたパスワードと比較することによっ
て行われる。
【０００７】米国特許第４２１８７３８号明細書は、ネ
ットワーク内のユーザの確認を試みるさらに別の方法を
開示している。ユーザ検証番号は、ユーザの識別子と、
別に入力されたユーザに関連するパスワードと、記憶さ
れたテスト・パターンとの関数である。ユーザ用のテス
ト・パターンは、中央コンピュータの物理的機密保護下
でホスト・コンピュータのマスター・キーの変形を使っ
て生成される。
【０００８】米国特許第４５４９０７５号明細書は、そ
の中で要約されている従来技術の確認方法のいくつかの
問題点を克服すると称する、共用機密形の確認プロトコ
ルを開示している。この従来技術の方法では、ユーザＢ
がユーザＡを確認する。ＡとＢの両方が情報項目Ｉ、秘
密Ｓおよび関数ｆ（ ）を共有する。確認を開始するに
当たって、ＡはＩをＢに送る。Ｂは乱数Ｎｂで応答す
る。ＡおよびＢは共にｆ（Ｉ，Ｎｂ，Ｓ）を計算する。
Ａはその計算の答をＢに送り、Ｂはこの答を自分の計算
結果と比較する。Ａも同様にしてＢを確認することがで
きると称する。上記特許は、この従来技術のプロトコル
が一般ネットワーク環境では容易に解読される可能性が
あることを指摘していない。むしろ、ＡとＢが情報項目
Ｉを共有せず、それぞれ個別の情報項目ＩａおよびＩｂ
を有する場合に従来技術の方法で出てくる問題を解決し
ようとしている。上記特許は、要約された従来の方法を
この新たなシナリオに適用し、その結果得られるプロト
コルは容易に解読できると結論している。
【０００９】したがって、上記発明により、ユーザがそ
れぞれ異なる情報単位ＩａおよびＩｂを有するときに互
いに確認することが可能になる。さらに、ＡとＢは関数
ｆ（）および秘密Ｓを共有する。Ａは情報項目Ｉａを有
し、Ｂは情報項目Ｉｂを有する。ＡはＩａおよび乱数Ｎ
ａをＢに送る。Ｂは項目Ｉｂおよび別の乱数ＮｂをＡに
返す。ＡはＲ１＝ｆ（Ｎａ，Ｓ，ｐ（Ｉａ，Ｉｂ））お
よびＫ１＝ｆ（Ｎｂ，Ｓ，ｐ（Ｉａ，Ｉｂ））を計算
し、Ｋ１をＢに送る。ｐ（ ）はＡおよびＢの両方にと
って既知の対称関数である。対称とはｐ（Ｉａ，Ｉｂ）
＝ｐ（Ｉｂ，Ｉａ）であることを意味する。ＢはＫ２＝
ｆ（Ｎａ，Ｓ，ｐ（Ｉｂ，Ｉａ））およびＲ２＝ｆ（Ｎ
ｂ，Ｓ，ｐ（Ｉｂ，Ｉａ））を計算し、Ｋ２をＡに送
る。ＡはＫ２を自分の結果Ｒ１と比較してＢを確認し、
ＢはＫ１を自分の結果Ｒ２と比較してＡを確認する。こ
のプロトコルは、秘密Ｓの故にＡとＢが同じグループの
一部であり、かつ項目ＩａおよびＩｂが対称関数ｐ
（ ）を使って互いに確認されるので、ＡおよびＢが本
人であることを保証すると称する。上記特許のアルゴリ
ズムは最低４つのメッセージ・フローを必要とすること
がわかる。この方法が以下に簡潔に述べる方法によって
解読されるのを防止するのが、第４のメッセージ・フロ
ーである。
【００１０】さらに別の既知の確認方法では、ユーザＡ
がまず乱数の形の呼かけＮａをユーザＢに送る（メッセ
ージ１）。Ｂは、非公開の共用キーを使って暗号化を実
行した乱数の暗号化値および平文テキストの第２の乱数
Ｎｂを返す（メッセージ２）。Ａは次に第２の乱数の暗
号化値をＢに返し（メッセージ３）、Ｂは、この応答が
共用キーで正しく暗号化されていることを検証する。こ
のプロトコルは３つのメッセージを必要とする。しか
し、以下に示すように、このプロトコルも容易に解読で
きる。
【００１１】以上に要約した従来技術からわかるよう
に、種々の形式の共有の秘密およびユーザによるデータ
の暗号化を用いる既存の確認方法では、共用キーを使っ
て、ユーザが当人であることを確認する。しかし、既存
の方法にはいくつかの問題がある。理論的には、共有の
秘密を知らないユーザによって正しい暗号化または解読
あるいはその両方が生成されることはあり得ないので、
各ユーザは、他方のユーザを確認する。しかし、実際に
は、これらの確認方法は、あまりに多くのメッセージ・
フローを必要とするか、あまりに多くの暗号化または解
読操作を必要とするか、あるいは様々な巧妙な攻撃を受
け易い。
【００１２】たとえば、第１のタイプの巧妙な攻撃で
は、最後に述べた確認方法を使って、Ａのふりをした侵
入者Ｘが、第１の呼かけＮａ（メッセージ１）をＢに送
ることにより攻撃を開始する。Ｂは第１の呼かけの暗号
化値Ｅ（Ｎａ）および第２の呼かけＮｂ（メッセージ
３）をＡに返す。秘密のキーを知らないＸは、本当の
Ａ、またはキーを知っている他のユーザＣとの別の接続
（本明細書の全体を通じて参照接続と呼ぶ）を開始する
ことにより、Ｎｂの正しい暗号化を得、参照接続の第１
の呼かけとしてＮｂを送る。ＡまたはＣは応答としてＥ
（Ｎｂ）をＸに返す。Ｘはそこで攻撃目標である最初の
接続の第２の呼かけに対する応答としてＥ（Ｎｂ）をＢ
に送る。
【００１３】もう１つの例として、第２のタイプの攻撃
では、Ｘは、Ｎａを含むＡからのＢ宛の第１のメッセー
ジを傍受する。ＸはＢのふりをしてＡ（またはＣ）との
参照接続を開始し、参照接続のメッセージ１でＮａを送
る。Ａ（またはＣ）はＥ（Ｎａ）および第２の乱数Ｎｂ
で応答する。Ｘはそこで参照接続を中止し、攻撃目標の
接続でＡに第２のメッセージでＥ（Ｎａ）を送る。
【００１４】上記の先制攻撃および傍受攻撃にはいくつ
かの変形がある。しかし、これらすべての攻撃におい
て、正当なユーザが共有する秘密を知らない侵入者Ｘ
は、他の接続から情報を拾い集め、この情報を使って、
攻撃目標のユーザが提示した呼かけに対する必要な応答
を得る。情報を拾い集めるための接続は、攻撃目標のユ
ーザとの接続でもよいし、そうでなくてもよい。確認で
きる限り、３つのメッセージ・フローしか含まない既知
の従来技術の方法は全て解読可能であるか、あるいは非
効率的で、かつ使用また評価が不必要に複雑である。４
つ以上のメッセージ・フローを含むその他の既知の方法
は、安全なものも、安全でないものもある。しかし、安
全な方法でも、必要とされるメッセージ・フロー数が増
すと、ネットワークに重いトラフィックの負担がかかる
可能性がある。この余計な負担は他の点で非生産的であ
り、ユーザから見るとネットワークの容量が制限され
る。
【００１５】したがって、秘密の確認キーを知らない侵
入者による巧妙な攻撃を受ける恐れのない、確認プロト
コルおよび方法を確立する必要がはっきりと存在する。
さらに、確認を実行するために必要なメッセージ・フロ
ーの数をできるだけ少なく（好ましくは３つ）すること
が、プロトコルを実施する際に常に重要である（さもな
いと、ネットワークに過大な負担がかかる危険があ
る）。
【００１６】
【課題を解決するための手段】本発明の一実施例は、ネ
ットワーク内の通信接続上のユーザを確認するための方
法および手段に関するものである。第１のユーザＡが、
呼かけＮ１を第２のユーザＢに送る。ユーザＢは呼かけ
に対する応答をユーザＡに返し、ユーザＡはその応答が
正しいことを検証する。応答は最小形式 ｆ（Ｓ１，Ｎ１，Ｄ１，．．．） である。ここで、Ｓ１はユーザ間で共有する秘密、Ｄ１
は、ｆ（ ）を含むメッセージの流れ方向の標識、ｆ
（ ）は、Ｓ１を知らなければ、 ｆ’(Ｓ１，Ｎ１’，Ｄ１’，．．．）＝ｆ（Ｓ１，Ｎ
１，Ｄ１，．．．） をＮ１’について解くことができないように選ばれた関
数である。ｆ’( ）、Ｎ１’およびＤ１’は参照接続
に関する表現を示す。上記発明に基づいて設計されたプ
ロトコルは、いわゆる傍受攻撃に対して安全である。傍
受攻撃とは、侵入者が待ち伏せしてユーザＡからの呼か
けを含むメッセージを傍受するものである。侵入者は次
に、傍受した呼かけの所期の受信者以外の別のユーザと
の参照接続を開始し、参照接続上で情報を拾い集め、傍
受した呼かけに対する正しい応答を生成しようとする。
【００１７】本発明のもう１つの実施例は、ユーザを互
いに確認する方法および手段である。第１の呼かけＮ１
が第１のユーザＡから第２のユーザＢに送信される。第
１の呼かけに応答して、Ｂは第１の呼かけに対する第１
の応答および第２の呼かけＮ２を生成してＡに送信す
る。Ａは、第１の応答が正しいことを検証する。Ａは次
に第２の呼かけに対する第２の応答を生成してＢに送信
する。Ｂは第２の応答を検証する。第１の応答は最小形
式 ｆ（Ｓ１，Ｎ１，．．．） でなければならず、第２の応答は最小形式 ｇ（Ｓ２，Ｎ２，．．．） でなければならない。Ｓ１およびＳ２はＡとＢが共有す
る秘密である。さらに、ｆ（ ）およびｇ（ ）は、Ｓ
１およびＳ２を知らなければ、式 ｆ’（Ｓ１，Ｎ１’，．．．）＝ｇ（Ｓ２，Ｎ
２，．．．） をＮ１’について解くことができないように選ばれた関
数である。ｆ’( ）およびＮ１’は、侵入者が攻撃目
標の接続上でプロトコルを解読しようとして情報を得る
ために使用する別の参照接続に関する表現を示す。
【００１８】第２の実施例に基づいて設計された特定の
確認プロトコルは、いわゆる先制攻撃に対して安全であ
る。先制攻撃とは、侵入者がまずあるユーザに第１の呼
かけを送ることによってユーザとの接続を開始し、応答
および第２の呼かけを受信してから、あるユーザとの第
２の参照接続を開始して、第２の呼かけに応答する助け
となる情報を得ようとするものである。
【００１９】以上に要約した要件を満たすいくつかのプ
ロトコルでは、秘密は、使用される特定の関数ｆ（ ）
およびｇ（ ）に存在する。他のプロトコルでは、使用
される特定の暗号化キーに秘密が存在する状態でデータ
暗号化を使用することができる。
【００２０】本発明の２つの実施例を組み合わせて１つ
のプロトコルにすることができる。この場合は、関数ｆ
（ ）は、ｆ（Ｓ１，Ｎ１，Ｄ１，．．．）におけるよ
うに、ｆ（ ）を含むメッセージの流れの方向Ｄ１に関
するある標識を含む。組み合わせた実施例の上記条件を
全て満たすプロトコルは、表に現れない秘密、すなわち
許可されたユーザが共有する秘密と同じように、先制攻
撃に対しても傍受攻撃に対しても安全である。必要な
ら、Ｓ１をＳ２に等しくできることに留意されたい。さ
らに、秘密は事実上どのような種類のものでもよい。例
えば、秘密は、データの暗号化を実行するために使用さ
れる特定のキーでよい。また、許可されたユーザ間で使
用される特定の関数ｆ（ ）およびｇ（ ）でもよい。
あるいは、データ等を暗号化または解読するために使用
される特定のアルゴリズムでもよい。
【００２１】
【実施例】図１は、本発明が実施できる例示的なデータ
通信システムの概略的構成を示す。この例示的システム
は、いくつかのデータ処理ユーザ１００、１０２、およ
び１０４を含む。各ユーザは１０６等のコンピュータま
たはデータ処理装置に対するアクセス権、および１１０
等のチャネルを介してシステムの他のユーザと通信する
ための適当な周辺装置１０８を有する。ユーザにおける
コンピュータは、本明細書に開示する原理に従ってプロ
グラミングすることが可能なものであれば、どんなタイ
プの汎用コンピュータまたは専用コンピュータでもよ
い。好ましい実施例では、そのようなコンピュータは、
ＩＢＭ社から販売されているシステム３７０を含む。
【００２２】図１で、ユーザ１００が別のユーザ１０２
との論理接続を確立しようとする場合、両方のユーザが
秘密Ｓに関する知識を共有し、論理接続を介する意味の
ある通信が許可される前に、これらのユーザが適当な確
認プロトコルを用いて互いに確認することが必要であ
る。
【００２３】図２は、侵入者Ｘによる攻撃に対して安全
であると思われる一群のプロトコルの一般的形式を示
す。接続を開始するユーザＡが、通信を確立したい相手
であるユーザＢに、呼かけＮ１を含むメッセージ１を送
る。Ｎ１および全ての呼かけは乱数であることが好まし
い。いずれにせよ、過去の事象に基づいて侵入者が使用
できないように、呼かけは新たに生成すべきである。Ｂ
はｆ（Ｓ，Ｎ１，Ｎ２，Ｘ２）、Ｎ２の形のメッセージ
２をＡに返す。ただし、ｆ（ ）は、呼かけＮ１に対す
る応答である関数であり、Ｓは、応答を生成するために
必要な、正当なユーザＡおよびＢが共有する秘密を示
し、Ｎ２はＢからＡへの呼かけである。ｆ（）内の変数
ＳおよびＮ１は、関数ｆ（ ）内にある形式で存在しな
ければならないことを示すため、図２では肉太文字で示
してある。残りの変数Ｎ２およびＸ２は存在してもしな
くてもよい。Ｘ２は、ここでｆ（ ）に含まれる可能性
がある任意の所望の定数または式を示すために使用する
一般変数である。たとえば、Ｘ２はアクセス情報、名
前、タイム・スタンプ等を含むことができる。Ｘ２に含
まれるものは秘密Ｓの一部ではないと仮定する。言い換
えると、侵入者ＸはＸ２を知っていると仮定する。ユー
ザＡは次に、呼かけＮ２に対する応答ｇ（Ｓ，Ｎ２，Ｎ
１およびＸ３）を含むメッセージ３を返す。変数Ｓおよ
びＮ２も、関数ｇ（ ）内にある形式で存在しなければ
ならないことを示すため、同様に肉太文字で示してあ
る。Ｘ３は、ｇ（ ）に含まれる可能性がある任意の所
望の定数または式を示す点でＸ２と類似している。Ｘは
Ｘ３を知っていると仮定する。さらに、侵入者Ｘが接続
を開始しようとする攻撃に対してプロトコルが安全であ
るためには、ｆ（ ）は、侵入者が参照接続上で第１の
呼かけＮ１’を、ｆ’( ）＝ｇ（ ）になるように選
ぶことができないという第１の条件を満たさねばならな
い。ここで、ｆ’( ）は参照接続上のｆ（ ）を示
す。この条件が満たされる場合は、その結果得られるプ
ロトコルは、表に現れない秘密Ｓと同じように攻撃に対
して安全である。
【００２４】上記のプライム付き表記（’）の意味は、
図３を参照すればいっそう明らかになろう。図３は、真
の接続を攻撃するための情報を集めるために侵入者が使
用する参照接続を示す。図３で、侵入者Ｘは、攻撃目標
の接続のメッセージ１中で第１の呼かけＮ１を送ること
により、ユーザＡとの接続を開始する。Ａは攻撃目標の
接続のメッセージ２中で、呼かけに対するその応答ｆ
（ ）および呼かけＮ２をＸに返す。Ｘは、Ｎ２に対す
る応答を生成するために必要な秘密Ｓを知らない。その
ような情報を得ようとして、Ｘは別の第１の呼かけＮ
１’を３００にいるユーザに送ることにより、参照接続
を開始する。この第２のユーザは、Ａまたは他のユーザ
ＢまたはＣでよい。選ばれた他のユーザが秘密Ｓを知っ
ている限り、誰でもよい。ユーザ３００は以下の応答で
呼かけＮ１’に応答する。 式１ ｆ’( ）＝（Ｓ，Ｎ１’，Ｎ２’，Ｘ２’） Ｘは次に、攻撃目標の接続のメッセージ３上で応答ｇ
（ ）を生成するために、３００から受け取った情報を
操作しようとする。したがって、この攻撃を防ぐための
必要条件は次の通りである。Ｃ１： Ｘが、ｆ’( ）
＝ｇ（ ）になるようなＮ１’を選ぶことができない。
【００２５】図４は、安全に見えるが、条件Ｃ１を満た
さないので実際には容易に解読することが可能な特定の
プロトコルを示す。図４のメッセージ２中の関数ｆ
（ ）は次の通りである。 式２ ｆ（ ）＝Ｅ［Ｎ１］＋Ｎ２ ただし、Ｅは秘密キーＫによる暗号化を示す。式中の＋
演算子は、たとえば、ブール演算の排他的論理和であ
る。したがって、ｆ（ ）は、それがＮ１とＳの関数で
あるという要件を満たす（ＳはキーＫによる暗号化Ｅで
ある）。このプロトコルをテストするため、条件Ｃ１を
数学的に適用する。 条件Ｃ１： 式３ ｆ’（ ）＝ｇ（ ）または 式４ Ｅ［Ｎ１’］＋Ｎ２’＝Ｅ［Ｎ２］
【００２６】図５は、プロトコルを解読しようとして侵
入者が使用する可能性がある攻撃目標の接続および参照
接続を示す。参照接続のメッセージ２中の応答は次の通
りであることに留意されたい。 Ｅ［Ｎ１’］＋Ｎ２’ これは上記の式２と全く同じ形式である。したがって、
攻撃目標の接続のメッセージ２から知られるＮ１’＝Ｎ
２を選ぶだけで、Ｘは参照接続のメッセージ２上で次式
を受け取る。 Ｅ［Ｎ２］＋Ｎ２’、Ｎ２’
【００２７】Ｎ２’は参照接続上の新たな呼かけであ
り、Ｎ２に等しくない。それにもかかわらず、Ｘはこの
ときＥ［Ｎ２］＋Ｎ２’を知る。Ｎ２’も、参照接続の
同じメッセージ２中で平文テキストの呼かけとして受け
取ったため既知であるので、ＸはＮ２’とＥ［Ｎ２］＋
Ｎ２’の排他的論理和をとることによってＥ［Ｎ２］を
引き出し、この値を攻撃目標の接続のメッセージ３中で
応答として返す。 式５ Ｅ［Ｎ２］＋Ｎ２’＋Ｎ２’＝Ｅ［Ｎ２］
【００２８】図６は、先制攻撃に対して安全な例示的プ
ロトコルを示す。このプロトコルでは、次式が成立す
る。 式６ ｆ（ ）＝Ｅ［Ｎ１＋Ｅ［Ｎ１］］および 式７ ｇ（ ）＝Ｅ［Ｎ２］ ｆ（ ）は、それが呼かけＮ１と秘密Ｓの関数であり、
ｇ（ ）が呼かけＮ２と秘密Ｓの関数であるという条件
を満たす。次に、このプロトコルが本当に先制攻撃に対
して安全かどうか判定するため、条件Ｃ１をテストす
る。 条件Ｃ１： 式８ ｆ’( ）＝ｇ（ ）または 式９ Ｅ［Ｎ１’＋Ｅ［Ｎ１’］］＝Ｅ［Ｎ２］ 式９を検査すると、暗号化キーＫを知らなくてもＥ［Ｎ
２］をもたらす代入可能なＮ１’の既知の値はないこと
が明らかになる。さらに、式の両辺に適用された暗号化
を取り除くと、次式が得られる。 式１０ Ｎ１’＋Ｅ［Ｎ１’］＝Ｎ２または 式１１ Ｎ１’＝Ｅ［Ｎ１’］＋Ｎ２ ＸはＥを知らないので、ＸがＮ１’を導き出す方法はな
い。したがって、このプロトコルは先制攻撃に対して安
全である。
【００２９】しかし、先制攻撃に対して安全なプロトコ
ルでさえ攻撃可能なもう１つの攻撃方式がある。この方
式は傍受攻撃と呼ばれる。図７はこの傍受攻撃を攻撃目
標の接続および参照接続に関して示す。この種の攻撃で
は、Ｘは待ち伏せし、結局ユーザＡから別のユーザＢに
宛てられた最初の呼かけを傍受する。Ｘは次に第３のユ
ーザとの参照接続を開始する。第３のユーザはＡまたは
Ｃでよい。この分析では、参照ユーザは最初に意図され
た受信者Ｂであってはならないことを指摘しておく。侵
入者が単にＡからのメッセージを傍受し、それらのメッ
セージを意図された宛先Ｂに転送する傍受攻撃は、侵入
者ＸがＡからＢへのデータ・フローを単に監視するのと
同等である。こうした攻撃はユーザ確認プロトコルによ
っては決して防御できない。たとえば、データ回線を物
理的に盗聴から保護できないため、このような攻撃が心
配な場合は、データ暗号化等の他の対策によって後続の
接続データ・フローを保護しなければならない。
【００３０】図７に関して、傍受攻撃のための接続に成
功するには、Ｘは攻撃目標の接続のメッセージ１中の呼
かけＮ１に対する応答を推論しなければならない。そう
しようと試みるため、Ｘは呼かけＮ１’を参照接続の第
１のメッセージとして第３のユーザＡまたはＣに送る。
Ｘは参照接続の第２のメッセージで、その呼かけに対す
る応答としてのｆ’(Ｓ，Ｎ１’，．．．）と第２の呼
かけＮ２’を受け取る。したがって、次式を解く必要が
ある。 式１２ ｆ’(Ｓ，Ｎ１’，．．．）＝ｆ（Ｓ，Ｎ
１，．．．） したがって、傍受攻撃に対してプロトコルを安全なもの
にするために必要な条件Ｃ２は、Ｘが次式のような呼か
けＮ１’を選ぶことができないようにすることである。 式１３ ｆ’( ）＝ｆ（ ） しかし、式１３を単に検査するだけで、図７のプロトコ
ル形式で常にそのようにできることが明らかになる。し
たがって、図６のプロトコルは傍受攻撃を使用すると簡
単に解読できる。侵入者がなすべきことはＮ１’＝Ｎ１
を盗むことだけである。
【００３１】この問題を解くに当たって、傍受タイプの
攻撃を防ぐための必要条件は、図８に示すように、メッ
セージの流れ方向を示す標識Ｄをｆ（ ）に含めること
である。これはメッセージ２中でｆ（Ｓ，Ｎ１，
Ｄ，．．．）として示されており、Ｄは流れ方向標識で
ある。特定の方向にとって一意的である限り、Ｄはどの
ような形式でもよい。たとえば、Ｄは、図８ではＢであ
る送信ユーザの識別に等しくてもよい。あるいは、Ａお
よびＢが問題のユーザである場合は、Ａはその方向標識
としてＢを使用することができ、ＢはＡを使用すること
ができる。必要なことは、所与の接続上で、流れ標識が
メッセージのどの流れ方向に対しても一意的であること
だけである。
【００３２】上記に示したように、Ｄをｆ（ ）に含め
ることが必要である。しかし、それだけでは十分ではな
い。後で説明するように、条件Ｃ２を数学的にテストす
ることが依然として必要である。
【００３３】図９の例を取り上げる。図９で、ｆ（ ）
はＥ［Ｎ１＋Ｄ］と考えられ、ＡからＢへの流れの場合
はＤ＝Ａであり、ＢからＡへの流れの場合はＤ＝Ｂであ
る。この分析では、ＡおよびＢ等の値は侵入者Ｘにとっ
て既知であることを認識されたい。侵入者ＸはＡとの参
照接続を確立するものと仮定する。条件Ｃ２を適用す
る。 式１４ ｆ’( ）＝ｆ（ ） 式１５ Ｅ［Ｎ１’＋Ａ’］＝Ｅ［Ｎ１＋Ｂ］ 式１４および１５におけるプライム表記Ａ’およびその
他の場所での同様な表記は、変数が参照接続上に存在す
ることを意味するにすぎない。言い換えるとＡ’＝Ａで
ある。式１５は暗号化キーＫを知らなければ解くことは
できない。なぜならば、Ａ’とＢは異なっており、かつ
データにコード化されているからである。式の両辺から
暗号化演算子Ｅを除去すると、次式が得られる。 式１６ Ｎ１’＋Ａ’＝Ｎ１＋Ｂまたは 式１７ Ｎ１’＝Ｎ１＋Ｂ＋Ａ’ ＸはＢおよびＡ’の両方を知っているので、参照接続の
メッセージ１中でＮ１’をＮ１＋Ｂ＋Ａ’に設定するだ
けでよい。Ｎ１は攻撃目標の接続のメッセージ１から得
られる。Ｘは参照接続のメッセージ２上で次式を受け取
る。 式１８ Ｅ［Ｎ１＋Ｂ＋Ａ’＋Ａ’］＝Ｅ［Ｎ１＋Ｂ］ これはもちろん攻撃目標の接続のメッセージ２中で必要
とされる応答である。したがって、このプロトコルは傍
受タイプの攻撃に対しては安全でない。さらに、このプ
ロトコルは先制攻撃に対しても安全でない。このこと
は、前に考察した条件Ｃ１［ｆ’( ）＝ｇ（ ）］を
テストすることにより容易に検証することができる。
【００３４】図１０は、条件Ｃ２に合格するプロトコル
を示す。すなわち、このプロトコルは傍受攻撃に対して
安全である。しかし、このプロトコルは先制攻撃に対し
ては安全でないことがわかる。このプロトコルでは、 式１９ ｆ（ ）＝Ｅ［Ｄ＋Ｅ［Ｎ１］］および 式２０ ｇ（ ）＝Ｅ［Ｄ＋Ｅ［Ｎ２］］ であり、Ｄは流れ方向標識である。流れ方向はこれらの
関数のそれぞれで異なるので、Ｄはｆ（ ）およびｇ
（ ）で異なることを想起されたい。ＸはユーザＡから
のＢ宛のメッセージ１を傍受する。Ｘは次に情報を集め
るためにＣとの参照接続を開始する。条件Ｃを図１０に
適用する。 式２１ ｆ’( ）＝ｆ（） 式２２ Ｅ［Ｃ’＋Ｅ［Ｎ１’］］＝Ｅ［Ｂ＋Ｅ［Ｎ
１］］、または 式２３ Ｃ’＋Ｅ［Ｎ１’］＝Ｂ＋Ｅ［Ｎ１］ これを解くために、式２３を次のような異なる２つの条
件に分割することができる。 式２４ Ｃ’＝Ｂおよび 式２５ Ｅ［Ｎ１’］＝Ｅ［Ｎ１］ Ｃ’がＢと等しくなることは不可能なので、このプロト
コルは傍受攻撃に対して安全である。しかし、このプロ
トコルは先制攻撃に対しては依然として安全でない。図
１１はこのプロトコルに対する先制攻撃を示す。ＸはＢ
のふりをするので、攻撃目標の接続のメッセージ３中の
方向標識はＢであることを想起されたい。条件Ｃ１を適
用する。 式２６ ｆ’( ）＝ｇ（ ） 式２７ Ｅ［Ｂ’＋Ｅ［Ｎ１’］］＝Ｅ［Ｂ＋Ｅ［Ｎ
２］］、または 式２８ Ｂ’＋Ｅ［Ｎ１’］＝Ｂ＋Ｅ［Ｎ２］ 式２８を分割すると、次式が得られる。 式２９ Ｂ’＝Ｂ（これは常に真）および 式３０ Ｅ［Ｎ１’］＝Ｅ［Ｎ２］、または 式３１ Ｎ１’＝Ｎ２ したがって、Ｘは単に参照接続のメッセージ１中の、Ｎ
１’を、攻撃目標の接続のメッセージ２中でＡから受け
取ったＮ２に等しくセットするだけで、このプロトコル
に対して首尾よく攻撃を開始することができる。
【００３５】図１２は、先制攻撃および傍受攻撃の両方
に対して安全な特定のプロトコルを示す。このプロトコ
ルでは、次式が成立する。 式３２ ｆ（ ）＝Ｅ［Ｂ＋Ｅ［Ｎ１］］および 式３３ ｇ（ ）＝Ｅ［Ｎ２］ このプロトコルは、傍受攻撃に対して安全でないことを
示した図１１のプロトコルに非常に類似していることに
留意されたい。このことは、たとえ特定のプロトコルが
列挙したその他の要件に適合していても、そのプロトコ
ルについて常に条件Ｃ１およびＣ２をテストする必要が
あることの非常によい例である。Ｃ１を適用する（かつ
Ａとの参照接続が保持されているものとする）。 式３４ ｆ’( ）＝ｇ（ ） 式３５ Ｅ［Ａ’＋Ｅ［Ｎ１’］］＝Ｅ［Ｎ２］ 式３６ Ａ’＋Ｅ［Ｎ１’］＝Ｎ２ 式３７ Ｅ［Ｎ１’］＝Ｎ２＋Ａ’ 侵入者Ｘは参照接続を開始する前にＥ［Ｎ１’］を得る
ことができるが、Ｘは依然として、キーＫを知らずに、
参照接続上で最初の呼かけに関するＮ１’を得ることが
できない。したがって、Ｃ１が満たされる。
【００３６】条件Ｃ２を適用する。 式３８ ｆ’( ）＝ｆ（ ） 式３９ Ｅ［Ａ’＋Ｅ［Ｎ１’］］＝Ｅ［Ｂ＋Ｅ［Ｎ１］］ 最後の式の両辺からＥ演算子を取り除き、結果を２つの
部分に分割すると次式が得られる。 式４０ Ａ’＝Ｂおよび 式４１ Ｎ１’＝Ｎ１ しかし、Ａ’がＢに等しくなることは絶対あり得ない。
したがって、Ｃ２が満足され、このプロトコルは安全で
ある。
【００３７】上記の分析は、次に当業者が完全な確認機
密保護のためのプロトコル・ファミリーを設計し、分析
するのを可能にするのに十分である。先制攻撃および傍
受攻撃の両方に対する完全な機密保護のための条件は次
のように簡潔に述べることができる。 １．ＡからＢへの第１の呼かけに対する応答は、この呼
かけの秘密の関数でなければならない。 ２．ＢからＡへの第２の呼かけに対する応答は、この第
２の呼かけの秘密の関数でなければならない。 ３．ＡからＢへの第１の呼かけに対する応答は、応答の
流れ方向の標識を含まなければならない。 ４．条件Ｃ１およびＣ２を共に満足しなければならな
い。
【００３８】図１３は、上記で略述した機密保護の４つ
の要件に合致するプロトコル・ファミリーの一般的形式
を示す。この一般的形式に適合する特定のプロトコルに
は安全なものと安全でないものがある。どの特定のプロ
トコルについても条件Ｃ１およびＣ２をテストしなけれ
ばならない。第１の呼かけＮ１に対する応答は次の形式
である。 Ｅ［ｑ ｏｐ Ｅ［ｒ］］ 第２の呼かけＮ２に対する応答は次の形式である。 Ｅ［ｔ］ この一般的形式で定義されるあるファミリーにおいては
次式が成立する。 式４２ ｑ＝ｑ（Ｎ１，．．．） 式４３ ｒ＝ｒ（Ｄ，．．．） 式４４ ｔ＝ｔ（Ｎ２，．．．） 別のファミリーでは次式が成立する。 式４５ ｑ＝ｑ（Ｄ，．．．） 式４６ ｒ＝ｒ（Ｎ１，．．．） 式４７ ｔ＝ｔ（Ｎ２，．．．）
【００３９】これら２つの一般的形式のどちらか一方を
満たし、かつ条件Ｃ１およびＣ２を満足するいくつかの
例示的プロトコルを次に検討する。
【００４０】図１２に関して使用したのと同様な分析を
用いると、図１２のプロトコルの両方、すなわち、 式４８ ｆ（ ）＝Ｅ［Ｎ１＋Ｅ［Ｄ］］および 式４９ ｇ（ ）＝Ｅ［Ｎ２］ も完全に安全であることを示すことができる。これら２
つのプロトコル、および安全であることを示すことがで
きる無数の関連プロトコルに対するキーは、第１の呼か
け（または方向標識）のネストされた暗号化と結合され
た、方向標識（または第１の呼かけ）の暗号化である。
【００４１】図１４は本発明によるプロトコルの好まし
い実施例である。この好ましい実施例では次式が成立す
る。 式５０ ｆ（ ）＝Ｅ［ｊ（ ）＋Ｋ（ ）］ 式５１ ｇ（ ）＝ｋ（ ）＋Ｅ［Ｎ１］ ただし、ｊ（ ）およびｋ（ ）は次の通りである。 式５２ ｊ（ ）＝Ｎ１＋Ｂ 式５３ ｋ（ ）＝Ｅ［Ｎ２＋Ｅ［Ｎ１］］ 関数ｆ（ ）およびｇ（ ）の特定の要素の理論的根拠
は次の通りである。ｊ（）の最初の要素Ｎ１は上記の条
件から厳密に必要となるわけではない。しかし、この要
素は式ｆ（ ）全体にさらに無作為性を追加する。この
要素は省略でき、省略してもプロトコルは依然として十
分に働く。ｆ（ ）に無作為性を追加すると、プロトコ
ルの暗号強度が増大し、侵入者が既知のキー解読手法を
使って暗号化アルゴリズム自体を解読するのが一層困難
になる。
【００４２】ｊ（ ）に要素Ｂ（呼び出されたユーザの
名前）を含めることは条件Ｃ２から必要であり、傍受攻
撃を防ぐ。
【００４３】ｋ（ ）内の要素Ｎ２はメッセージ２に対
する応答に、さらに無作為性を追加する。この要素も省
略でき、省略してもプロトコルは依然として十分に働
く。ｋ（ ）内の要素Ｅ（Ｎ１）は条件Ｃ１から必要で
ある。ユーザＢの応答中にユーザＡの呼かけを含めるこ
とは不可欠である。この要素を暗号化することは不可欠
ではないが、そうするとプロトコルの強度がさらに強ま
る。
【００４４】上述の一般的形式および条件を満足するプ
ロトコル・ファミリーの最後の例を次に示す。このファ
ミリーでは、メッセージ流れ方向標識を、暗号化される
データに明示的に組み込むのではなく、暗号化のために
使用される秘密のキーに組み込む。ファミリーの１つの
メンバーを図１６に示す。ユーザＡおよびＢは共に秘密
キーＫを知っている。ＢはＮ１をＫ＋Ｂで暗号化するこ
とによってＡの呼かけＮ１に対するメッセージ２中のそ
の応答を作成する。ここで、ＢはＢ’の識別を表す。
‘十’演算子はやはりブール演算の排他的論理和と見な
すが、その他のどんな種類のブール演算または数理演算
でもよい。Ａは未修正のＫの値を使ってＢの呼かけＮ２
を暗号化することにより、Ｎ２に対するその応答を暗号
化する。本発明で必要とされるように、呼かけＮ１に対
するＢの応答は呼かけＮ１の秘密の関数である。同様
に、呼かけＮ２に対するＡの応答はＮ２の秘密の関数で
ある。メッセージの流れの方向は、応答を暗号化するた
めに使用される異なる暗号化キーを使ってＡおよびＢの
両方が推論できるような形で、応答に組み込まれる。次
に、条件Ｃ１およびＣ２に従って結果をテストする。 Ｃ１： 式５４ ｆ’( ）＝ｇ（ ）または 式５５ Ｅｂ［Ｎ１’］＝Ｅ［Ｎ２］ ここで、Ｅは秘密キーＫによる暗号化であり、ＥｂはＫ
＋Ｂによる暗号化である。
【００４５】条件を書くと自ら答が出てくる。式の両辺
の暗号化キーは異なり、かつ侵入者にとって未知である
ので、必要とされるＮ１’を導き出すために項を数学的
に消去する方法はない。Ｋを知らない者は式を解くこと
ができない。 Ｃ２： 式５６ ｆ’( ）＝ｆ（ ）または 式５７ Ｅｂ［Ｎ１’］＝Ｅａ［Ｎ１］ 式の右辺はキーＥａで暗号化されていることに留意され
たい。これは、情報を集めるために参照接続で侵入者が
通信することが可能なユーザＡ、またはＢ以外の任意の
他のユーザを表す。しかし、Ｅａは、式の左辺を暗号化
するために使用されるＥｂとは異なる。参照接続がＡに
よる場合は、Ｋａ＝Ｋ＋Ａである。したがって、キーＫ
を知らなければ、Ｎ１’について式を解くことができな
い。したがって、これは完全に安全である。
【００４６】確認処理の例示的な流れ図を図１７ないし
図２１に示す。これらの流れ図の例は、図１５に示すプ
ロトコル、およびＡとＢの間で共用される暗号化キー
（Ｋａｂ）の使用に基づくものである。図１７ないし図
２１のこれらの処理はそれぞれ各ユーザのもとに存在
し、１次（ユーザＡ）かそれとも２次（ユーザＢ）かと
いうユーザの役割、およびプロトコル変換中の時点に応
じて適当な時機に実行される。図１７は、Ｂとの通信を
開始しようとするＡによって実行される。ステップ１７
００で、Ｂに対する呼かけとして乱数Ｎ１を生成する。
ステップ１７０２で、呼かけＮ１をＢに送り、処理は終
了し、Ｎ１に対する応答および新しい呼かけＮ２を待
つ。
【００４７】図１８は、Ｂが最初の呼かけＮ１を受け取
ったときに、Ｂによって実行される。ステップ１８００
でまず、Ａに対する新しい呼かけとして使用される呼か
けＮ２を生成する。ステップ１８０４で、変数Ｎ１、Ｎ
２、およびユーザＡと共用される適当なキーＫａｂを、
図２１に示すサブルーチンＥＮＣＯＤＥに渡してこのサ
ブルーチンを実行し、呼かけＮ１に対する応答を作成す
る。図２１を参照すると、サブルーチンＥＮＣＯＤＥの
ステップ２１００で、まずキーＫａｂおよび例えばＤＥ
Ｓアルゴリズムを使ってＮ１の値を暗号化する。暗号化
された結果は変数Ｓ１に一時的に記憶される。ステップ
２１０２で、Ｎ２とＳ１の排他的論理和をとり、結果を
Ｓ２に一時的に記憶する。ステップ２１０４で、Ｎ１と
このユーザ（Ｂ）の識別の排他的論理和をとり、次にそ
の結果とＳ２の排他的論理和をとって、暗号化された値
Ｒを得る。値Ｒは図１８の呼出し処理に返される。図１
８のステップ１８０６で、返された暗号化値Ｒを変数Ｒ
１に割り当て、Ｒステップ１８０８でＲ１を新しい呼か
けＮ２と共にユーザＡに返す。
【００４８】Ｒ１および呼かけＮ２を受け取ると、それ
に応答して図１９の処理がＡで実行される。次にＮ１、
Ｎ２および共用キーＫａｂがサブルーチンＥＮＣＯＤＥ
に渡される。上で考察したように、ＥＮＣＯＤＥは最初
の呼かけＮ１に対する正しい応答を計算し、変数Ｒ中で
応答を返す。ステップ１９０４で、Ｒ中の正しい応答
を、ユーザＢから受け取った応答Ｒ１と比較する。Ｒが
Ｒ１と等しくない場合は、確認は失敗し、ステップ１９
０６で、この通信を直ちに中止する。しかし、ＲがＲ１
に等しい場合は、Ｂは自らをＡに対して正しく確認した
ことになる。
【００４９】次にＡが自らをＢに対して確認しなければ
ならない。ステップ１９０７で、サブルーチンＥＮＣＯ
ＤＥからのＳ２の値を、第３のメッセージとしてＢに送
られる応答Ｒ２に割り当てる。図１４に示すように、こ
の応答は次の通りである。 Ｅ［Ｎ２＋Ｅ［Ｎ１］］ Ｒ２＝Ｅ［Ｎ２＋Ｅ［Ｎ１］］の値は、別の暗号化ステ
ップを実行することなく変数Ｓ２から得られ、ステップ
１９０８で、Ｂに送られる。
【００５０】図２０は、ユーザＢからの呼かけＮ２に対
するユーザＡからの応答であるメッセージ３をユーザＢ
が受け取ったとき、ユーザＢによって実行されるステッ
プを示す。この実施例では、メッセージ２がｆ（ ）＝
ｊ（ ）＋ｇ（ ）の形である場合、この応答はｇ
（ ）の形であることを想起されたい。ｇ（ ）＝Ｅ
［Ｎ２Ｅ［Ｎ１］］の値は、図１８の諸ステップの実行
の際にすでに生成されていた場合、ユーザＢの所で変数
Ｓ２中で得られる。図２０のステップ２０００で、変数
Ｓ２をＡからの応答と比較する。この比較が正確に一致
しない場合は、Ａは自らをＢに対して正しく確認できな
かったことになる。この場合は、ステップ２００２で、
直ちに通信を終了する。値が一致する場合は、Ａは正し
く確認されたことになる。この場合は、図２０の処理か
ら出て、ユーザが続けて通信できるようになる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明が実施できる例示的なデータ通信システ
ムの概略構成図である。
【図２】侵入者による先制攻撃から保護する、本発明に
よるプロトコルの一般的形式を示す図である。
【図３】侵入者による先制攻撃の詳細を示す図である。
【図４】先制攻撃を受け易いプロトコルの一例を示す図
である。
【図５】先制攻撃を受け易いプロトコルの一例を示す図
である。
【図６】先制攻撃に対しては安全であるが、傍受攻撃に
対しては安全でない特定のプロトコルを示す図である。
【図７】傍受攻撃の詳細を示す図である。
【図８】傍受攻撃に対して安全なプロトコルの一般的形
式を示す図である。
【図９】傍受攻撃および先制攻撃のどちらに対しても安
全でない例示的プロトコルを示す図である。
【図１０】傍受攻撃に対しては安全であるが、先制攻撃
に対しては安全でない例示的プロトコルを示す図であ
る。
【図１１】傍受攻撃に対しては安全であるが、先制攻撃
に対しては安全でない例示的プロトコルを示す図であ
る。
【図１２】先制攻撃および傍受攻撃のどちらに対しても
安全な例示的プロトコルを示す図である。
【図１３】先制攻撃および傍受攻撃に対して安全であ
る、本発明によるプロトコルの一般的形式の別の表現を
示す図である。
【図１４】攻撃に対して安全であり、かつ図１３、図８
および図２の一般的形式に合致する例示的な特定のプロ
トコルを示す図である。
【図１５】攻撃に対して安全であり、かつ図１３、図８
および図２の一般的形式に合致する例示的な特定のプロ
トコルを示す図である。
【図１６】攻撃に対して安全であり、かつ図１３、図８
および図２の一般的形式に合致する例示的な特定のプロ
トコルを示す図である。
【図１７】本発明の方法を実行するために汎用コンピュ
ータまたは専用コンピュータで使用できるプログラムの
例示的な流れ図である。
【図１８】本発明の方法を実行するために汎用コンピュ
ータまたは専用コンピュータで使用できるプログラムの
例示的な流れ図である。
【図１９】本発明の方法を実行するために汎用コンピュ
ータおよび専用コンピュータで使用できるプログラムの
例示的な流れ図である。
【図２０】本発明の方法を実行するために汎用コンピュ
ータおよび専用コンピュータで使用できるプログラムの
例示的な流れ図である。
【図２１】本発明の方法を実行するために汎用コンピュ
ータおよび専用コンピュータで使用できるプログラムの
例示的な流れ図である。
【符号の説明】
１００ データ処理ユーザ １０２ データ処理ユーザ １０４ データ処理ユーザ １０６ データ処理装置 １０８ 周辺装置 １１０ チャネル
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.6 識別記号 庁内整理番号 ＦＩ 技術表示箇所 Ｈ０４Ｌ 12/22 (72)発明者 インダー・サラト・ゴーパル アメリカ合衆国07024、ニュージャージー 州フォート・リー、ノース・アベニュー 555番地、19エヌ号室 (72)発明者 フィリップ・アルノー・ジャンソン スイス連邦シーエイチ8820、ヴェデンスヴ ィル、オーベレ・ライホーフ・シュトラー セ 69番地 (72)発明者 シェイ・クッテン アメリカ合衆国07866、ニュージャージー 州ロッカウェイ、マウンテン・アベニュー ５番地 (72)発明者 レフィク・アハメット・モルヴァ スイス連邦シーエイチ8002、チューリヒ、 リーター・シュトラーセ 52番地 (72)発明者 マーセル・モーデチャイ・ユング アメリカ合衆国10012、ニューヨーク州ニ ューヨーク、ワシントン・スクウェア・ビ レッジ １番地（10エイチ)

Claims (10)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】ネットワークにおける通信接続のときにユ
    ーザを確認する方法において、 第１のユーザＡから第２のユーザＢに第１の呼かけＮＩ
    を送信するステップと、 第１の呼かけに対する第１の応答を第２のユーザから第
    １のユーザに送信するステップと、 第１の応答が正しいことを第１のユーザにおいて検証す
    るステップとを含み、 上記第１の応答が最小形式 ｆ（Ｓ１，Ｎ１，Ｄ１．．．）， であり、上式でＳ１は第１のユーザと第２のユーザが共
    有する秘密であり、Ｄ１は、ｆ（ ）を含むメッセージ
    の流れの方向の標識であり、ｆ（ ）は、Ｓ１を知らな
    ければ ｆ（Ｓ１，Ｎ１’，Ｄ１’，．．．）＝ｆ（Ｓ１，Ｎ
    １，Ｄ１，．．．） をＮ１’について解くことができないように選ばれた関
    数であり、ｆ’( ）、 Ｎ１’およびＤ１’は参照接続における式を示すことを
    特徴とする方法。
  2. 【請求項２】秘密Ｓが数理関数ｆ（ ）である、請求項
    １の方法。
  3. 【請求項３】ネットワークにおける通信接続のときにユ
    ーザを確認するための方法において、 第１のユーザＡから第２のユーザＢに第１の呼かけＮ１
    を送信するステップと、 第１の呼かけに対する第１の応答と第２のユーザからの
    第２の呼かけＮ２を第１のユーザに送信するステップ
    と、 第１の応答が正しいことを第１のユーザにおいて検証す
    るステップと、 第２の呼かけに対する第２の応答を第１のユーザから第
    ２のユーザに送信するステップと、 第２の応答が正しいことを第２のユーザにおいて検証す
    るステップとを含み、 上記第１の応答が最小形式 ｆ（Ｓ１，Ｎ１，．．．） であり、上記第２の応答が最小形式 ｇ（Ｓ２，Ｗ２，．．．） であり、上式でＳ１およびＳ２は第１のユーザと第２の
    ユーザが共有する秘密であり、ｆ（ ）およびｇ（ ）
    は、Ｓ１およびＳ２を知らなければ、 ｆ’(Ｓ１，Ｎ１’，．．．）＝ｇ（Ｓ２，Ｎ２） をＮ’について解くことができないように選ばれた関数
    であり、ｆ’( ）およびＮ１’は参照接続における式
    を示すことを特徴とする方法。
  4. 【請求項４】秘密Ｓ１が数理関数ｆ（ ）であり、Ｓ２
    が数理関数ｇ（ ）である、請求項３の方法。
  5. 【請求項５】Ｓ１＝Ｓ２＝Ｓである、請求項３の方法。
  6. 【請求項６】ｆ（ ）が、さらにｆ（Ｓ１，Ｎ１、Ｄ
    １，．．．）におけるように、ｆ（ ）を含むメッセー
    ジ流れ方向標識Ｄ１を含み、ｆ（ ）が、Ｓ１およびＳ
    ２を知らなければ、 ｆ’(Ｓ，Ｎ１’，Ｄ１，．．．）＝ｆ（Ｓ，Ｎ２，Ｄ
    １，．．．） をＮ１’について解くことができないように選ばれ、Ｄ
    １’が参照接続上のｆ’( ）を含むメッセージの流れ
    方向標識である、請求項３の方法。
  7. 【請求項７】ネットワーク・ノードにある、ネットワー
    ク・ユーザを確認するための装置において、 呼かけＮ１をユーザに送信する手段と、 呼かけに対する応答をユーザから受信する手段と、 応答を検証する手段とを含み、 上記応答が最小形式 ｆ（Ｓ１，Ｎ１，Ｄ１，．．．） であり、上式でＳ１は第１のユーザと第２のユーザが共
    有する秘密であり、Ｄ１は、ｆ（ ）を含むメッセージ
    の流れの方向の標識であり、ｆ（ ）は、Ｓ１を知らな
    ければ、 ｆ’(Ｓ１，Ｎ１’，Ｄ１’，．．．）＝ｆ（Ｓ１，Ｎ
    １，Ｄ１，．．．） をＮ１’について解くことができないように選ばれた関
    数であり、ｆ’( ）およびＮ１’は参照接続における
    式を示すことを特徴とする装置。
  8. 【請求項８】ネットワーク・ノードにある、ネットワー
    ク・ユーザを確認するための装置において、 第１の呼かけＮ１をユーザに送信する手段と、 第１の呼かけに対する第１の応答と第２の呼かけＮ２を
    ユーザから受信する手段と、 第１の応答を検証する手段と、 第２の呼かけに対する第２の応答を送信する手段と、 第２の応答を検証する手段とを含み、 上記第１の応答が最小形式 ｆ（Ｓ１，Ｎ１，．．．） であり、上記第２の応答が最小形式 ｇ（Ｓ２，Ｎ２，．．．） であり、上式でＳ１およびＳ２は許可されたユーザ間で
    共有する秘密であり、ｆ（ ）およびｇ（ ）は、Ｓ１
    およびＳ２を知らなければ、 ｆ’(Ｓ１，Ｎ１’，．．．）＝ｇ（Ｓ２，Ｎ２） をＮ１’について解くことができないように選ばれた関
    数であり、ｆ’( ）およびＮ１’は参照接続における
    式を示すことを特徴とする装置。
  9. 【請求項９】秘密Ｓ１が数理関数ｆ（ ）であり、Ｓ２
    が数理関数ｇ（ ）である、請求項８の装置。
  10. 【請求項１０】Ｓ１＝Ｓ２＝Ｓである、請求項８の装
    置。
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