JPH07175411A - 暗号システム - Google Patents
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- JPH07175411A JPH07175411A JP5344874A JP34487493A JPH07175411A JP H07175411 A JPH07175411 A JP H07175411A JP 5344874 A JP5344874 A JP 5344874A JP 34487493 A JP34487493 A JP 34487493A JP H07175411 A JPH07175411 A JP H07175411A
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Abstract
(57)【要約】 （修正有）
【目的】 シンプルなアルゴリズムでありながら高度の
セキュリティを保ち得る暗号システムを提供する。 【構成】 通信に先立ち、鍵生成センタ１において、個
々のユーザ２に対しそのユーザ固有のＩＤ情報に基づい
て一方向性ハッシュ関数ｆ（ ）の適用および素数Ｐ，
Ｑの原始元ｇを底とし法を用いた指数関数の適用を含む
演算により秘密の鍵Ｇを生成してユーザ２本人に付与す
る。また、各ユーザの加入者ＩＤリストを含む所定の情
報は公開情報として各ユーザに提供する。そして、メッ
セージの通信に際し、送信側端末では送信側ユーザの秘
密の鍵と公開された受信側ユーザのＩＤ情報およびその
他の公開情報とから共通鍵を生成し、この共通鍵により
メッセージを暗号化して送信する。また、受信側端末で
は受信側ユーザの秘密の鍵と公開された送信側ユーザの
ＩＤ情報およびその他の公開情報とから共通鍵を生成
し、受信した暗号文を共通鍵により復号する。
セキュリティを保ち得る暗号システムを提供する。 【構成】 通信に先立ち、鍵生成センタ１において、個
々のユーザ２に対しそのユーザ固有のＩＤ情報に基づい
て一方向性ハッシュ関数ｆ（ ）の適用および素数Ｐ，
Ｑの原始元ｇを底とし法を用いた指数関数の適用を含む
演算により秘密の鍵Ｇを生成してユーザ２本人に付与す
る。また、各ユーザの加入者ＩＤリストを含む所定の情
報は公開情報として各ユーザに提供する。そして、メッ
セージの通信に際し、送信側端末では送信側ユーザの秘
密の鍵と公開された受信側ユーザのＩＤ情報およびその
他の公開情報とから共通鍵を生成し、この共通鍵により
メッセージを暗号化して送信する。また、受信側端末で
は受信側ユーザの秘密の鍵と公開された送信側ユーザの
ＩＤ情報およびその他の公開情報とから共通鍵を生成
し、受信した暗号文を共通鍵により復号する。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明はメッセージ（電子情報）
を安全に通信するための暗号システムに関するものであ
る。特に、ファックス等の郵便型暗号通信が可能である
ため、利用分野が広い。
を安全に通信するための暗号システムに関するものであ
る。特に、ファックス等の郵便型暗号通信が可能である
ため、利用分野が広い。
【０００２】
【従来の技術】「電子情報」は本質的に物質やエネルギ
ーと異なり、 容易にコピーが可能である。 オリジナルとコピーの区別がない。 コピーされてもオリジナルに全くその痕跡を残さな
い。 という情報特有の性質があり、高度情報化社会の実現に
大きく貢献すると共に、情報セキュリティの問題を発生
する要因にもなるという「両刃の剣」を生み出してい
る。
ーと異なり、 容易にコピーが可能である。 オリジナルとコピーの区別がない。 コピーされてもオリジナルに全くその痕跡を残さな
い。 という情報特有の性質があり、高度情報化社会の実現に
大きく貢献すると共に、情報セキュリティの問題を発生
する要因にもなるという「両刃の剣」を生み出してい
る。
【０００３】かかる情報セキュリティを実現する手法と
して種々のものが提案されているが、従来より実用化さ
れている暗号システムとしては、大別して次の２つの方
式が存在する。 ・共通鍵暗号系 ・公開鍵暗号系
して種々のものが提案されているが、従来より実用化さ
れている暗号システムとしては、大別して次の２つの方
式が存在する。 ・共通鍵暗号系 ・公開鍵暗号系
【０００４】共通鍵暗号系とは、暗号化する鍵（暗号化
鍵）と復号する鍵（復号鍵）とが同じものをいい、予め
メッセージの送信側と受信側とで安全な手段により共通
の鍵を受け渡しておき、送信側でその鍵により暗号化し
て送信されたものを受信側で同じ鍵で復号し、メッセー
ジを受け取るものである。しかし、通信に先立って秘密
を保った状態で鍵を引き渡す必要があるため、不便な点
が多い。また、ユーザの数が多いと秘密に管理すべき鍵
の数も非常に多くなり、管理が容易でないという不都合
もある。
鍵）と復号する鍵（復号鍵）とが同じものをいい、予め
メッセージの送信側と受信側とで安全な手段により共通
の鍵を受け渡しておき、送信側でその鍵により暗号化し
て送信されたものを受信側で同じ鍵で復号し、メッセー
ジを受け取るものである。しかし、通信に先立って秘密
を保った状態で鍵を引き渡す必要があるため、不便な点
が多い。また、ユーザの数が多いと秘密に管理すべき鍵
の数も非常に多くなり、管理が容易でないという不都合
もある。
【０００５】一方、公開鍵暗号系とは、ユーザ毎に暗号
化鍵と復号鍵を一対ずつ作成し（任意に定めた復号鍵に
対し、離散対数問題，ナップザック問題等で知られる一
方向性関数により暗号化鍵を生成する。）、暗号化鍵を
公開鍵リスト等で公開し、復号鍵のみを各ユーザにおい
て秘密に保持しておき、送信側は受信側の公開された暗
号化鍵でメッセージを暗号化して送信し、受信側では自
己の復号鍵で復号を行ってメッセージを受け取るもので
ある。なお、暗号化鍵を公開しても復号鍵が安全に保た
れるのは、一方向性関数の性質に基づくものである。
化鍵と復号鍵を一対ずつ作成し（任意に定めた復号鍵に
対し、離散対数問題，ナップザック問題等で知られる一
方向性関数により暗号化鍵を生成する。）、暗号化鍵を
公開鍵リスト等で公開し、復号鍵のみを各ユーザにおい
て秘密に保持しておき、送信側は受信側の公開された暗
号化鍵でメッセージを暗号化して送信し、受信側では自
己の復号鍵で復号を行ってメッセージを受け取るもので
ある。なお、暗号化鍵を公開しても復号鍵が安全に保た
れるのは、一方向性関数の性質に基づくものである。
【０００６】この公開鍵暗号系では予め鍵を相手方と相
互に持ち合う必要がないと共に、各ユーザは自己の鍵だ
けを持てばよいため、前述した共通鍵暗号系のような不
都合はない。しかし、各ユーザの暗号化鍵を公開するた
めの公開鍵リストを必要とすると共に、個々の公開鍵に
認証機能を付与する必要があり、また、一般に公開鍵暗
号系は暗号化および復号のアルゴリズムが複雑となって
その演算を高速に行うのが技術的に困難であるという問
題があった。
互に持ち合う必要がないと共に、各ユーザは自己の鍵だ
けを持てばよいため、前述した共通鍵暗号系のような不
都合はない。しかし、各ユーザの暗号化鍵を公開するた
めの公開鍵リストを必要とすると共に、個々の公開鍵に
認証機能を付与する必要があり、また、一般に公開鍵暗
号系は暗号化および復号のアルゴリズムが複雑となって
その演算を高速に行うのが技術的に困難であるという問
題があった。
【０００７】このような状況において「ＩＤ情報に基づ
く暗号系」が提案され、特にＩＤ情報から共通鍵を生成
し、これにより暗号化・復号を行う場合には上記の公開
鍵暗号系の不都合が解消されるため非常に有望である。
く暗号系」が提案され、特にＩＤ情報から共通鍵を生成
し、これにより暗号化・復号を行う場合には上記の公開
鍵暗号系の不都合が解消されるため非常に有望である。
【０００８】すなわち、ＩＤ情報に基づく暗号系では、
信頼できる鍵生成センタの存在を前提とし、予め各ユー
ザ毎にＩＤ情報を登録すると共に、そのＩＤ情報に基づ
いて各ユーザに秘密の鍵を生成して付与し、各ユーザの
ＩＤ情報は公開する。そして、送信側のユーザは受信側
のユーザの公開されたＩＤ情報およびその他の公開情報
と自己の秘密の鍵とから共通鍵を生成し、これによりメ
ッセージの暗号化を行って送信を行う。受信側のユーザ
は送信側のユーザの公開されたＩＤ情報およびその他の
公開情報と自己の秘密の鍵とから共通鍵を生成し、これ
により受信したメッセージの復号を行う。
信頼できる鍵生成センタの存在を前提とし、予め各ユー
ザ毎にＩＤ情報を登録すると共に、そのＩＤ情報に基づ
いて各ユーザに秘密の鍵を生成して付与し、各ユーザの
ＩＤ情報は公開する。そして、送信側のユーザは受信側
のユーザの公開されたＩＤ情報およびその他の公開情報
と自己の秘密の鍵とから共通鍵を生成し、これによりメ
ッセージの暗号化を行って送信を行う。受信側のユーザ
は送信側のユーザの公開されたＩＤ情報およびその他の
公開情報と自己の秘密の鍵とから共通鍵を生成し、これ
により受信したメッセージの復号を行う。
【０００９】従って、公開されるのはユーザの名前，住
所，電話番号等に対応するＩＤ情報等であるため、公開
鍵暗号系のように暗号化鍵を公開する方式に比べて便利
かつ安全であると共に、暗号化，復号は共通鍵により行
われるためアルゴリズムが簡素化できるものである。
所，電話番号等に対応するＩＤ情報等であるため、公開
鍵暗号系のように暗号化鍵を公開する方式に比べて便利
かつ安全であると共に、暗号化，復号は共通鍵により行
われるためアルゴリズムが簡素化できるものである。
【００１０】
【発明が解決しようとする課題】このように、ＩＤ情報
に基づく暗号系は非常に有効な方式であるとして種々の
試みがなされているが、充分な安全性を持ったものがな
く、特に複数（多数）のユーザによる結託によってセン
タ秘密が解析され、任意のユーザの鍵が生成できてしま
う等の欠点があった。
に基づく暗号系は非常に有効な方式であるとして種々の
試みがなされているが、充分な安全性を持ったものがな
く、特に複数（多数）のユーザによる結託によってセン
タ秘密が解析され、任意のユーザの鍵が生成できてしま
う等の欠点があった。
【００１１】本発明は上記の点に鑑み提案されたもので
あり、その目的とするところは、シンプルなアルゴリズ
ムでありながら高度のセキュリティを保ち得る暗号シス
テムを提供することにある。
あり、その目的とするところは、シンプルなアルゴリズ
ムでありながら高度のセキュリティを保ち得る暗号シス
テムを提供することにある。
【００１２】
【課題を解決するための手段】本発明は上記の目的を達
成するため、個々のユーザに対しそのユーザ固有のＩＤ
情報に基づいて一方向性ハッシュ関数の適用および素数
の原始元を底とし法を用いた指数関数の適用を含む演算
により秘密の鍵を生成してユーザ本人に付与すると共
に、各ユーザの加入者ＩＤリストを含む所定の情報を公
開情報として提供する鍵生成センタと、送信側ユーザの
秘密の鍵と公開された受信側ユーザのＩＤ情報およびそ
の他の公開情報とから共通鍵を生成し、この共通鍵によ
りメッセージを暗号化して送信する送信側端末と、受信
側ユーザの秘密の鍵と公開された送信側ユーザのＩＤ情
報およびその他の公開情報とから共通鍵を生成し、受信
した暗号文を共通鍵により復号する受信側端末とを備え
るようにしている。
成するため、個々のユーザに対しそのユーザ固有のＩＤ
情報に基づいて一方向性ハッシュ関数の適用および素数
の原始元を底とし法を用いた指数関数の適用を含む演算
により秘密の鍵を生成してユーザ本人に付与すると共
に、各ユーザの加入者ＩＤリストを含む所定の情報を公
開情報として提供する鍵生成センタと、送信側ユーザの
秘密の鍵と公開された受信側ユーザのＩＤ情報およびそ
の他の公開情報とから共通鍵を生成し、この共通鍵によ
りメッセージを暗号化して送信する送信側端末と、受信
側ユーザの秘密の鍵と公開された送信側ユーザのＩＤ情
報およびその他の公開情報とから共通鍵を生成し、受信
した暗号文を共通鍵により復号する受信側端末とを備え
るようにしている。
【００１３】また、共通鍵の秘匿性を高めるために通信
の開始時に作業鍵の情報を共通鍵により暗号化・復号し
て通信すると共に、その後は作業鍵によりメッセージを
暗号化・復号して通信するようにすることもできる。
の開始時に作業鍵の情報を共通鍵により暗号化・復号し
て通信すると共に、その後は作業鍵によりメッセージを
暗号化・復号して通信するようにすることもできる。
【００１４】
【作用】本発明の暗号システムにあっては、通信に先立
ち、鍵生成センタにおいて、個々のユーザに対しそのユ
ーザ固有のＩＤ情報に基づいて一方向性ハッシュ関数の
適用および素数の原始元を底とし法を用いた指数関数の
適用を含む演算により秘密の鍵を生成してユーザ本人に
付与する。また、各ユーザの加入者ＩＤリストを含む所
定の情報は公開情報として各ユーザに提供する。
ち、鍵生成センタにおいて、個々のユーザに対しそのユ
ーザ固有のＩＤ情報に基づいて一方向性ハッシュ関数の
適用および素数の原始元を底とし法を用いた指数関数の
適用を含む演算により秘密の鍵を生成してユーザ本人に
付与する。また、各ユーザの加入者ＩＤリストを含む所
定の情報は公開情報として各ユーザに提供する。
【００１５】そして、メッセージの通信に際し、送信側
端末では送信側ユーザの秘密の鍵と公開された受信側ユ
ーザのＩＤ情報およびその他の公開情報とから共通鍵を
生成し、この共通鍵によりメッセージを暗号化して送信
する。また、受信側端末では受信側ユーザの秘密の鍵と
公開された送信側ユーザのＩＤ情報およびその他の公開
情報とから共通鍵を生成し、受信した暗号文を共通鍵に
より復号する。
端末では送信側ユーザの秘密の鍵と公開された受信側ユ
ーザのＩＤ情報およびその他の公開情報とから共通鍵を
生成し、この共通鍵によりメッセージを暗号化して送信
する。また、受信側端末では受信側ユーザの秘密の鍵と
公開された送信側ユーザのＩＤ情報およびその他の公開
情報とから共通鍵を生成し、受信した暗号文を共通鍵に
より復号する。
【００１６】一方、通信の開始時に作業鍵の情報を共通
鍵により暗号化・復号して通信すると共に、その後は作
業鍵によりメッセージを暗号化・復号して通信すること
により、一層、共通鍵のセキュリティを高めることがで
きる。
鍵により暗号化・復号して通信すると共に、その後は作
業鍵によりメッセージを暗号化・復号して通信すること
により、一層、共通鍵のセキュリティを高めることがで
きる。
【００１７】
【実施例】以下、本発明の実施例につき図面を参照して
説明する。
説明する。
【００１８】図１は本発明の暗号システムにおける鍵生
成センタの一実施例を示す構成図である。
成センタの一実施例を示す構成図である。
【００１９】図１において、鍵生成センタ１は秘密情報
と公開情報とを有し、新規に加入するユーザ２に対して
そのユーザの名前，住所，電話番号等に応じたＩＤ情報
ＩＤの登録を行うと共に、各情報に基づきセンタアルゴ
リズムにより秘密の鍵Ｇを付与する。なお、鍵Ｇは実際
にはビットデータ列である。そのため、ＩＣカード等に
記録して密かに付与するのが好ましい。
と公開情報とを有し、新規に加入するユーザ２に対して
そのユーザの名前，住所，電話番号等に応じたＩＤ情報
ＩＤの登録を行うと共に、各情報に基づきセンタアルゴ
リズムにより秘密の鍵Ｇを付与する。なお、鍵Ｇは実際
にはビットデータ列である。そのため、ＩＣカード等に
記録して密かに付与するのが好ましい。
【００２０】以下、鍵生成センタ１における秘密情報，
公開情報，センタアルゴリズムについて説明する。
公開情報，センタアルゴリズムについて説明する。
【００２１】先ず、鍵生成センタ１では、任意に選んだ
２つの大きな素数Ｐ，Ｑに対し、 Ｎ＝ＰＱ (1) を計算してＮを公開情報にする。
２つの大きな素数Ｐ，Ｑに対し、 Ｎ＝ＰＱ (1) を計算してＮを公開情報にする。
【００２２】次いで、上記の素数Ｐ，Ｑに対し、 Ｌ＝ LCM｛Ｐ−１，Ｑ−１｝ (2) を計算する。ここで、 LCM｛Ｐ−１，Ｑ−１｝は（Ｐ−
１）と（Ｑ−１）の最小公倍数を示している。
１）と（Ｑ−１）の最小公倍数を示している。
【００２３】次いで、素数Ｐ，Ｑの有限体ＧＦ（Ｐ），
ＧＦ（Ｑ）の共通の原始元ｇを求める。
ＧＦ（Ｑ）の共通の原始元ｇを求める。
【００２４】次いで、 GCD｛ｅ1 ，ｅ｝＝１ (3) GCD｛ｅ1 ，ｅ2 ｝＝１ (4) ｛ｅｅ2 −ｅ1 ｝；充分に大（例えば２32より大） (5) を満たす整数ｅ，ｅ1 ，ｅ2 を選んで公開情報にする。
ここで、 GCD｛ ｝は最大公約数を示している。
ここで、 GCD｛ ｝は最大公約数を示している。
【００２５】次いで、任意の一方向性ハッシュ関数ｆ
( ) を選択し、これを公開情報にする。なお、一方向性
ハッシュ関数としては、離散対数問題，ナップザック問
題等で知られる関数が使用できる。
( ) を選択し、これを公開情報にする。なお、一方向性
ハッシュ関数としては、離散対数問題，ナップザック問
題等で知られる関数が使用できる。
【００２６】次いで、ユーザｍのＩＤ情報であるＩＤm
に対し、 Ｉm1＝ｅ1 ｆ（ＩＤm ）＋ｅ (6) Ｉm2＝ｅ2 ｆ（ＩＤm ）＋１ (7) を計算する。なお、各ユーザのＩＤ情報は加入者ＩＤリ
ストによる公開情報とする。
に対し、 Ｉm1＝ｅ1 ｆ（ＩＤm ）＋ｅ (6) Ｉm2＝ｅ2 ｆ（ＩＤm ）＋１ (7) を計算する。なお、各ユーザのＩＤ情報は加入者ＩＤリ
ストによる公開情報とする。
【００２７】次いで、共通の乱数ｘ，ｙおよびユーザｍ
に対する乱数ｒm を選ぶ。ただし、乱数といっても、い
ったん選定した後は秘密情報として固定して用いる。
に対する乱数ｒm を選ぶ。ただし、乱数といっても、い
ったん選定した後は秘密情報として固定して用いる。
【００２８】次いで、既に与えられたＬ，ｅ，ｅ1 ，ｅ
2 から導出される値ｄを ｄ＝Ｌ／ GCD｛ｅｅ2 −ｅ1 ，Ｌ｝ (8) とし、 ｇm1＝（ｒm ＊＊（−ｄ））（ｇ＊＊（ｘＩm1）） （mod Ｎ） (9) ｇm2＝（ｒm ＊＊（ｄｅ））（ｇ＊＊（ｙＩm2）） （mod Ｎ） (10) を計算する。ここで、「＊＊」は左の値に対する右の値
による羃乗を示し、「mod 」は法（ｍｏｄｕｌｕｓ）を
示している。
2 から導出される値ｄを ｄ＝Ｌ／ GCD｛ｅｅ2 −ｅ1 ，Ｌ｝ (8) とし、 ｇm1＝（ｒm ＊＊（−ｄ））（ｇ＊＊（ｘＩm1）） （mod Ｎ） (9) ｇm2＝（ｒm ＊＊（ｄｅ））（ｇ＊＊（ｙＩm2）） （mod Ｎ） (10) を計算する。ここで、「＊＊」は左の値に対する右の値
による羃乗を示し、「mod 」は法（ｍｏｄｕｌｕｓ）を
示している。
【００２９】そして、上式で得られたｇm1，ｇm2を組に
した、 Ｇm ＝｛ｇm1，ｇm2｝ (11) をユーザｍに秘密の鍵としてＩＣカード等に記録して付
与する。
した、 Ｇm ＝｛ｇm1，ｇm2｝ (11) をユーザｍに秘密の鍵としてＩＣカード等に記録して付
与する。
【００３０】次に、図２は任意のユーザ間でメッセージ
の通信を行う際のシステム構成の例を示したものであ
る。
の通信を行う際のシステム構成の例を示したものであ
る。
【００３１】図２において、本システムは、ユーザＡが
メッセージの送信を行うための送信側端末３と、有線あ
るいは無線による通信路４と、ユーザＢがメッセージの
受信を行うための受信側端末５とから構成されている。
メッセージの送信を行うための送信側端末３と、有線あ
るいは無線による通信路４と、ユーザＢがメッセージの
受信を行うための受信側端末５とから構成されている。
【００３２】また、送信側端末３には暗号化手段３１と
共通鍵生成手段３２とが設けられ、受信側端末５には復
号手段５１と共通鍵生成手段５２とが設けられている。
共通鍵生成手段３２とが設けられ、受信側端末５には復
号手段５１と共通鍵生成手段５２とが設けられている。
【００３３】以下、メッセージの送信および受信につ
き、各部の機能とともに、動作を説明する。なお、送信
側端末３においてユーザＡが平文（暗号化されていない
状態）のメッセージを受信側端末５のユーザＢに送信す
る場合を考える。
き、各部の機能とともに、動作を説明する。なお、送信
側端末３においてユーザＡが平文（暗号化されていない
状態）のメッセージを受信側端末５のユーザＢに送信す
る場合を考える。
【００３４】先ず、送信側端末３の共通鍵生成手段３２
では、鍵生成センタ１の公開情報から得た受信側ユーザ
ＢのＩＤ情報ＩＤB 、一方向性ハッシュ関数ｆ( ) およ
び整数ｅ，ｅ1 ，ｅ2 から、 ＩB1＝ｅ1 ｆ（ＩＤB ）＋ｅ (12) ＩB2＝ｅ2 ｆ（ＩＤB ）＋１ (13) を計算する。
では、鍵生成センタ１の公開情報から得た受信側ユーザ
ＢのＩＤ情報ＩＤB 、一方向性ハッシュ関数ｆ( ) およ
び整数ｅ，ｅ1 ，ｅ2 から、 ＩB1＝ｅ1 ｆ（ＩＤB ）＋ｅ (12) ＩB2＝ｅ2 ｆ（ＩＤB ）＋１ (13) を計算する。
【００３５】次いで、上式で求めたＩB1，ＩB2と送信側
ユーザＡの秘密の鍵ＧA （ｇA1，ｇA2）とから ＫAB＝（ｇA1＊＊ＩB1）・（ｇA2＊＊ＩB2） （mod Ｎ） (14) により共通鍵ＫABを計算する。
ユーザＡの秘密の鍵ＧA （ｇA1，ｇA2）とから ＫAB＝（ｇA1＊＊ＩB1）・（ｇA2＊＊ＩB2） （mod Ｎ） (14) により共通鍵ＫABを計算する。
【００３６】そして、暗号化手段３１は算出された共通
鍵ＫABによりメッセージを暗号化し、通信路４を介して
受信側端末５に送信する。
鍵ＫABによりメッセージを暗号化し、通信路４を介して
受信側端末５に送信する。
【００３７】一方、受信側端末５の共通鍵生成手段５２
では、鍵生成センタ１の公開情報から得た送信側ユーザ
ＡのＩＤ情報ＩＤA 、一方向性ハッシュ関数ｆ( ) およ
び整数ｅ，ｅ1 ，ｅ2 から ＩA1＝ｅ1 ｆ（ＩＤA ）＋ｅ (15) ＩA2＝ｅ2 ｆ（ＩＤA ）＋１ (16) を計算する。
では、鍵生成センタ１の公開情報から得た送信側ユーザ
ＡのＩＤ情報ＩＤA 、一方向性ハッシュ関数ｆ( ) およ
び整数ｅ，ｅ1 ，ｅ2 から ＩA1＝ｅ1 ｆ（ＩＤA ）＋ｅ (15) ＩA2＝ｅ2 ｆ（ＩＤA ）＋１ (16) を計算する。
【００３８】次いで、上式で求めたＩA1，ＩA2と受信側
ユーザＢの秘密の鍵ＧB （ｇB1，ｇB2）とから ＫAB＝（ｇB1＊＊ＩA1）・（ｇB2＊＊ＩA2） （mod Ｎ） (17) により共通鍵ＫABを計算する。
ユーザＢの秘密の鍵ＧB （ｇB1，ｇB2）とから ＫAB＝（ｇB1＊＊ＩA1）・（ｇB2＊＊ＩA2） （mod Ｎ） (17) により共通鍵ＫABを計算する。
【００３９】そして、復号手段５１は算出された共通鍵
ＫABにより通信路４を介して受信した暗号文を復号し、
平文のメッセージを得る。
ＫABにより通信路４を介して受信した暗号文を復号し、
平文のメッセージを得る。
【００４０】なお、式(14),(17) により求めた共通鍵Ｋ
ABが等しいことは次のようにして証明できる。
ABが等しいことは次のようにして証明できる。
【００４１】式(14)は式(9),(10)をｇA1，ｇA2に適用
し、更に式(6),(7) をＩB1，ＩB2に適用すると、 ＫAB＝（（（ｒA ＊＊（−ｄ））（ｇ＊＊（ｘＩA1）））＊＊ＩB1） （（（ｒA ＊＊（ｄｅ））（ｇ＊＊（ｙＩA2）））＊＊ＩB2） （mod Ｎ） ＝（ｒA ＊＊（ｄ（ｅｅ2 −ｅ1 ）（ｆ（ＩＤB ）））） （ｇ＊＊（ｘＩA1ＩB1＋ｙＩA2ＩB2）） （mod Ｎ） ＝ｇ＊＊（ｘＩA1ＩB1＋ｙＩA2ＩB2） （mod Ｎ） となる。
し、更に式(6),(7) をＩB1，ＩB2に適用すると、 ＫAB＝（（（ｒA ＊＊（−ｄ））（ｇ＊＊（ｘＩA1）））＊＊ＩB1） （（（ｒA ＊＊（ｄｅ））（ｇ＊＊（ｙＩA2）））＊＊ＩB2） （mod Ｎ） ＝（ｒA ＊＊（ｄ（ｅｅ2 −ｅ1 ）（ｆ（ＩＤB ）））） （ｇ＊＊（ｘＩA1ＩB1＋ｙＩA2ＩB2）） （mod Ｎ） ＝ｇ＊＊（ｘＩA1ＩB1＋ｙＩA2ＩB2） （mod Ｎ） となる。
【００４２】一方、式(17)は式(9),(10)をｇB1，ｇB2に
適用し、更に式(6),(7) をＩA1，Ｉ A2に適用すると、 ＫAB＝（（（ｒB ＊＊（−ｄ））（ｇ＊＊（ｘＩB1）））＊＊ＩA1） （（（ｒB ＊＊（ｄｅ））（ｇ＊＊（ｙＩB2）））＊＊ＩA2） （mod Ｎ） ＝（ｒB ＊＊（ｄ（ｅｅ2 −ｅ1 ）（ｆ（ＩＤA ）））） （ｇ＊＊（ｘＩB1ＩA1＋ｙＩB2ＩA2）） （mod Ｎ） ＝ｇ＊＊（ｘＩB1ＩA1＋ｙＩB2ＩA2） （mod Ｎ） ＝ｇ＊＊（ｘＩA1ＩB1＋ｙＩA2ＩB2） （mod Ｎ） となり、両式は一致する。従って、ＫABを共通鍵暗号系
の鍵として暗号化・復号することによりメッセージの暗
号通信を行うことができる。
適用し、更に式(6),(7) をＩA1，Ｉ A2に適用すると、 ＫAB＝（（（ｒB ＊＊（−ｄ））（ｇ＊＊（ｘＩB1）））＊＊ＩA1） （（（ｒB ＊＊（ｄｅ））（ｇ＊＊（ｙＩB2）））＊＊ＩA2） （mod Ｎ） ＝（ｒB ＊＊（ｄ（ｅｅ2 −ｅ1 ）（ｆ（ＩＤA ）））） （ｇ＊＊（ｘＩB1ＩA1＋ｙＩB2ＩA2）） （mod Ｎ） ＝ｇ＊＊（ｘＩB1ＩA1＋ｙＩB2ＩA2） （mod Ｎ） ＝ｇ＊＊（ｘＩA1ＩB1＋ｙＩA2ＩB2） （mod Ｎ） となり、両式は一致する。従って、ＫABを共通鍵暗号系
の鍵として暗号化・復号することによりメッセージの暗
号通信を行うことができる。
【００４３】一方、本システムのセキュリティがどうし
て高いかを示す必要があるが、暗号システムが絶対に安
全であるということは理論的には証明できない。すなわ
ち、アタック（暗号解析）が可能であることが証明され
ないことが、安全性の証明になる。ただし、定性的にセ
キュリティの高さの根拠を示せば次のようになる。
て高いかを示す必要があるが、暗号システムが絶対に安
全であるということは理論的には証明できない。すなわ
ち、アタック（暗号解析）が可能であることが証明され
ないことが、安全性の証明になる。ただし、定性的にセ
キュリティの高さの根拠を示せば次のようになる。
【００４４】式(1) においてＮは公開情報であるが、
このＮから素数Ｐ，Ｑを算出することは計算量的に不可
能である。
このＮから素数Ｐ，Ｑを算出することは計算量的に不可
能である。
【００４５】式(2) により生成される秘密情報Ｌは素
数Ｐ，Ｑからそれぞれ１を引いたものの最小公倍数であ
るため、公開情報から割り出すことは殆ど不可能であ
り、これを式(8) に用いているため、値の不規則性が高
く、種々の数学的手法による解析が適用しにくい。
数Ｐ，Ｑからそれぞれ１を引いたものの最小公倍数であ
るため、公開情報から割り出すことは殆ど不可能であ
り、これを式(8) に用いているため、値の不規則性が高
く、種々の数学的手法による解析が適用しにくい。
【００４６】素数Ｐ，Ｑの有限体ＧＦ（Ｐ），ＧＦ
（Ｑ）の共通の原始元ｇはそれ自体が公開情報から割り
出されることは殆ど不可能であり、これを式の途中に用
いているため、値の不規則性が高く、種々の数学的手法
による解析が適用しにくい。
（Ｑ）の共通の原始元ｇはそれ自体が公開情報から割り
出されることは殆ど不可能であり、これを式の途中に用
いているため、値の不規則性が高く、種々の数学的手法
による解析が適用しにくい。
【００４７】式(6),(7) において一方向性ハッシュ関
数ｆ( ) を用いているため、逆方向の数学的解析はほと
んど不可能である。
数ｆ( ) を用いているため、逆方向の数学的解析はほと
んど不可能である。
【００４８】式(9),(10)において原始元ｇの羃乗（指
数）およびＮの法を用いているため、逆方向の数学的解
析はほとんど不可能である。従って、ユーザが自己の秘
密の情報を用い、あるいは複数のユーザが結託してそれ
ぞれの秘密の情報を提供し合っても、センタ秘密を解析
することは殆ど不可能である。
数）およびＮの法を用いているため、逆方向の数学的解
析はほとんど不可能である。従って、ユーザが自己の秘
密の情報を用い、あるいは複数のユーザが結託してそれ
ぞれの秘密の情報を提供し合っても、センタ秘密を解析
することは殆ど不可能である。
【００４９】次に、図３は本発明の他の実施例を示した
ものであり、共通鍵ならびにメッセージのセキュリティ
をより高めたものである。なお、鍵生成センタ１の構成
および動作は前述したものと同様である。
ものであり、共通鍵ならびにメッセージのセキュリティ
をより高めたものである。なお、鍵生成センタ１の構成
および動作は前述したものと同様である。
【００５０】図３においては、図２の構成に比して、送
信側端末３に作業鍵保持手段３３と鍵切換手段３４が付
加され、受信側端末５にも作業鍵保持手段５３と鍵切換
手段５４が付加されている。
信側端末３に作業鍵保持手段３３と鍵切換手段３４が付
加され、受信側端末５にも作業鍵保持手段５３と鍵切換
手段５４が付加されている。
【００５１】動作にあたり、送信側端末３においてユー
ザＡが平文（暗号化されていない状態）のメッセージを
受信側端末５のユーザＢに送信する場合は次のようにな
る。
ザＡが平文（暗号化されていない状態）のメッセージを
受信側端末５のユーザＢに送信する場合は次のようにな
る。
【００５２】先ず、送信側端末３の共通鍵生成手段３２
では、鍵生成センタ１の公開情報から得た受信側ユーザ
ＢのＩＤ情報ＩＤB と送信側ユーザＡの秘密の鍵Ｇ
A （ｇA1，ｇA2）とその他の公開情報とから共通鍵ＫAB
を計算する。
では、鍵生成センタ１の公開情報から得た受信側ユーザ
ＢのＩＤ情報ＩＤB と送信側ユーザＡの秘密の鍵Ｇ
A （ｇA1，ｇA2）とその他の公開情報とから共通鍵ＫAB
を計算する。
【００５３】これとほぼ同時に、作業鍵保持手段３３は
ユーザＡから与えられた任意の作業鍵ＫW を保持し、通
信開始時のメッセージとして暗号化手段３１に与えると
共に、鍵切換手段３４にも与える。
ユーザＡから与えられた任意の作業鍵ＫW を保持し、通
信開始時のメッセージとして暗号化手段３１に与えると
共に、鍵切換手段３４にも与える。
【００５４】鍵切換手段３４は通信の開始時の一定期間
は共通鍵生成手段３２からの共通鍵ＫABを通過させて暗
号化手段３１に与え、一定期間の経過後は作業鍵保持手
段３３からの作業鍵ＫW を暗号化手段３１に与える。
は共通鍵生成手段３２からの共通鍵ＫABを通過させて暗
号化手段３１に与え、一定期間の経過後は作業鍵保持手
段３３からの作業鍵ＫW を暗号化手段３１に与える。
【００５５】従って、暗号化手段３１は通信の開始時の
一定期間は共通鍵ＫABを暗号化鍵として用い、作業鍵Ｋ
W の情報をメッセージとして送信する。
一定期間は共通鍵ＫABを暗号化鍵として用い、作業鍵Ｋ
W の情報をメッセージとして送信する。
【００５６】受信側端末５でも同様に共通鍵生成手段５
２が共通鍵ＫABを生成し、鍵切換手段５４は通信の開始
時においてはこの共通鍵ＫABを復号手段５１に与えてい
る。
２が共通鍵ＫABを生成し、鍵切換手段５４は通信の開始
時においてはこの共通鍵ＫABを復号手段５１に与えてい
る。
【００５７】従って、通信路４を介して送信側端末３か
ら送られてきた作業鍵ＫW の暗号化されたメッセージは
共通鍵ＫABにより復号手段５１が復号し、これを作業鍵
保持手段５３が保持する。
ら送られてきた作業鍵ＫW の暗号化されたメッセージは
共通鍵ＫABにより復号手段５１が復号し、これを作業鍵
保持手段５３が保持する。
【００５８】そして、作業鍵ＫW の情報が受信側端末５
に完全に伝わった後、両端末３，５の鍵切換手段３４，
５４は暗号化手段３１に与える暗号化鍵を作業鍵ＫW に
切り換え、その後は本来送信したいメッセージを作業鍵
ＫW を用いて暗号化，復号して通信する。従って、暗号
文は図４に示すような状態となる。なお、作業鍵ＫWは
任意に設定できると共に、通信の途中で自由に変更する
こともできる。
に完全に伝わった後、両端末３，５の鍵切換手段３４，
５４は暗号化手段３１に与える暗号化鍵を作業鍵ＫW に
切り換え、その後は本来送信したいメッセージを作業鍵
ＫW を用いて暗号化，復号して通信する。従って、暗号
文は図４に示すような状態となる。なお、作業鍵ＫWは
任意に設定できると共に、通信の途中で自由に変更する
こともできる。
【００５９】この実施例の場合、ユーザＡ，Ｂの間では
一つしかない共通鍵ＫABを通信開始時の短時間しか使用
せず、通常は任意の作業鍵ＫW を使って通信が行えるた
め、共通鍵ならびにメッセージのセキュリティをより一
層向上させることができる。
一つしかない共通鍵ＫABを通信開始時の短時間しか使用
せず、通常は任意の作業鍵ＫW を使って通信が行えるた
め、共通鍵ならびにメッセージのセキュリティをより一
層向上させることができる。
【００６０】
【発明の効果】以上説明したように、本発明の暗号シス
テムにあっては、ＩＤ情報に基づく暗号系を基本とし
て、ファックスのような郵便型の暗号通信を可能にし、
また、アタック（暗号破り）を防止するための種々の工
夫を加えているため、シンプルなアルゴリズムでありな
がら高度のセキュリティを保ち得るという効果がある。
テムにあっては、ＩＤ情報に基づく暗号系を基本とし
て、ファックスのような郵便型の暗号通信を可能にし、
また、アタック（暗号破り）を防止するための種々の工
夫を加えているため、シンプルなアルゴリズムでありな
がら高度のセキュリティを保ち得るという効果がある。
【図１】本発明の暗号システムにおける鍵生成センタの
一実施例を示す構成図である。
一実施例を示す構成図である。
【図２】本発明の暗号システムにおける送信側および受
信側の端末の一実施例を示す構成図である。
信側の端末の一実施例を示す構成図である。
【図３】本発明の暗号システムにおける送信側および受
信側の端末の他の実施例を示す構成図である。
信側の端末の他の実施例を示す構成図である。
【図４】図３の実施例における暗号文の論理的構成を示
す図である。
す図である。
１……鍵生成センタ ２……ユーザ ３……送信側端末 ３１…暗号化手段 ３２…共通鍵生成手段 ３３…作業鍵保持手段 ３４…鍵切換手段 ４……通信路 ５……受信側端末 ５１…復号手段 ５２…共通鍵生成手段 ５３…作業鍵保持手段 ５４…鍵切換手段
Claims (4)
- 【請求項１】 個々のユーザに対しそのユーザ固有のＩ
Ｄ情報に基づいて一方向性ハッシュ関数の適用および素
数の原始元を底とし法を用いた指数関数の適用を含む演
算により秘密の鍵を生成してユーザ本人に付与すると共
に、各ユーザの加入者ＩＤリストを含む所定の情報を公
開情報として提供する鍵生成センタと、 送信側ユーザの秘密の鍵と公開された受信側ユーザのＩ
Ｄ情報およびその他の公開情報とから送受信者間で予備
通信を必要としないで共通鍵を生成し、この共通鍵によ
りメッセージを暗号化して送信する送信側端末と、 受信側ユーザの秘密の鍵と公開された送信側ユーザのＩ
Ｄ情報およびその他の公開情報とから送受信者間で予備
通信を必要としないで共通鍵を生成し、受信した暗号文
を共通鍵により復号する受信側端末とを備えたことを特
徴とする暗号システム。 - 【請求項２】 鍵生成センタでは、 任意に選んだ２つの大きな素数Ｐ，Ｑに対して、 Ｎ＝ＰＱ を計算してＮを公開情報にし、 Ｌ＝ LCM｛Ｐ−１，Ｑ−１｝ （ LCM｛ ｝
は最小公倍数) を計算し、 Ｐ，Ｑの有限体ＧＦ（Ｐ），ＧＦ（Ｑ）の共通の原始元
ｇを求め、 GCD｛ｅ1 ，ｅ｝＝１ （ GCD｛ ｝
は最大公約数) GCD｛ｅ1 ，ｅ2 ｝＝１ ｛ｅｅ2 −ｅ1 ｝；充分に大を満たす整数ｅ，ｅ1 ，ｅ
2 を選んで公開情報にし、 任意の一方向性ハッシュ関数ｆ( ) を選択して公開情報
にし、 ユーザｍのＩＤ情報であるＩＤm に対し、 Ｉm1＝ｅ1 ｆ（ＩＤm ）＋ｅ Ｉm2＝ｅ2 ｆ（ＩＤm ）＋１ を計算し、 共通の乱数ｘ，ｙおよびユーザｍに対する乱数ｒm を選
び、 既に与えられたＬ，ｅ，ｅ1 ，ｅ2 から導出される値ｄ
を ｄ＝Ｌ／ GCD｛ｅｅ2 −ｅ1 ，Ｌ｝ とし、 ｇm1＝（ｒm ＊＊（−ｄ））（ｇ＊＊（ｘＩm1））
（mod Ｎ） ｇm2＝（ｒm ＊＊（ｄｅ））（ｇ＊＊（ｙＩm2））
（mod Ｎ） （＊＊は左の値に対する右の値による羃乗、 modは法） を計算し、 Ｇm ＝｛ｇm1，ｇm2｝ をユーザｍに秘密の鍵として付与し、 送信側端末では、 受信側ユーザＢのＩＤ情報ＩＤB 、一方向性ハッシュ関
数ｆ( ) および整数ｅ，ｅ1 ，ｅ2 から ＩB1＝ｅ1 ｆ（ＩＤB ）＋ｅ ＩB2＝ｅ2 ｆ（ＩＤB ）＋１ を計算し、 送信側ユーザＡの秘密の鍵ｇA1，ｇA2から ＫAB＝（ｇA1＊＊ＩB1）・（ｇA2＊＊ＩB2） （mod
Ｎ） により共通鍵ＫABを計算し、 受信側端末では、 送信側ユーザＡのＩＤ情報ＩＤA 、一方向性ハッシュ関
数ｆ( ) および整数ｅ，ｅ1 ，ｅ2 から ＩA1＝ｅ1 ｆ（ＩＤA ）＋ｅ ＩA2＝ｅ2 ｆ（ＩＤA ）＋１ を計算し、 受信側ユーザＢの秘密の鍵ｇB1，ｇB2から ＫAB＝（ｇB1＊＊ＩA1）・（ｇB2＊＊ＩA2） （mod
Ｎ） により共通鍵ＫABを計算することを特徴とした請求項１
記載の暗号システム。 - 【請求項３】 鍵生成センタは生成した秘密の鍵をＩＣ
カードに記録して各ユーザに付与することを特徴とする
請求項１または２記載の暗号システム。 - 【請求項４】 通信の開始時に作業鍵の情報を共通鍵に
より暗号化・復号して通信すると共に、その後は作業鍵
によりメッセージを暗号化・復号して通信することを特
徴とする請求項１、２または３記載の暗号システム。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP5344874A JPH07175411A (ja) | 1993-12-20 | 1993-12-20 | 暗号システム |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP5344874A JPH07175411A (ja) | 1993-12-20 | 1993-12-20 | 暗号システム |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH07175411A true JPH07175411A (ja) | 1995-07-14 |
Family
ID=18372663
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP5344874A Pending JPH07175411A (ja) | 1993-12-20 | 1993-12-20 | 暗号システム |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH07175411A (ja) |
Cited By (8)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| WO1997031449A1 (fr) * | 1996-02-21 | 1997-08-28 | Card Call Service Co., Ltd. | Methode de communication utilisant une cle cryptographique commune |
| US6912654B2 (en) * | 2000-01-25 | 2005-06-28 | Murata Kikai Kabushiki Kaisha | Secret key generating method, encryption method, cryptographic communication method and cryptographic communication system |
| JP2013179701A (ja) * | 2013-06-12 | 2013-09-09 | Sony Corp | 暗号化装置および方法 |
| JP2013192267A (ja) * | 2013-06-12 | 2013-09-26 | Sony Corp | 暗号処理装置および暗号処理方法、並びに、復号処理装置および復号処理方法 |
| US8594325B2 (en) | 1997-04-23 | 2013-11-26 | Sony Corporation | Enciphering apparatus and method, deciphering apparatus and method as well as information processing apparatus and method |
| JP2014064318A (ja) * | 2013-12-05 | 2014-04-10 | Sony Corp | 暗号化装置および方法 |
| JP2015019430A (ja) * | 2014-10-15 | 2015-01-29 | ソニー株式会社 | 復号装置 |
| JP2015043611A (ja) * | 2014-10-15 | 2015-03-05 | ソニー株式会社 | 復号装置 |
-
1993
- 1993-12-20 JP JP5344874A patent/JPH07175411A/ja active Pending
Cited By (13)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| WO1997031449A1 (fr) * | 1996-02-21 | 1997-08-28 | Card Call Service Co., Ltd. | Methode de communication utilisant une cle cryptographique commune |
| WO1997031448A1 (fr) * | 1996-02-21 | 1997-08-28 | Card Call Service Co., Ltd. | Methode de communication utilisant une cle commune |
| US5987128A (en) * | 1996-02-21 | 1999-11-16 | Card Call Service Co., Ltd. | Method of effecting communications using common cryptokey |
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| US8594325B2 (en) | 1997-04-23 | 2013-11-26 | Sony Corporation | Enciphering apparatus and method, deciphering apparatus and method as well as information processing apparatus and method |
| US9467287B2 (en) | 1997-04-23 | 2016-10-11 | Sony Corporation | Enciphering apparatus and method, deciphering apparatus and method as well as information processing apparatus and method |
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| JP2013192267A (ja) * | 2013-06-12 | 2013-09-26 | Sony Corp | 暗号処理装置および暗号処理方法、並びに、復号処理装置および復号処理方法 |
| JP2014064318A (ja) * | 2013-12-05 | 2014-04-10 | Sony Corp | 暗号化装置および方法 |
| JP2015019430A (ja) * | 2014-10-15 | 2015-01-29 | ソニー株式会社 | 復号装置 |
| JP2015043611A (ja) * | 2014-10-15 | 2015-03-05 | ソニー株式会社 | 復号装置 |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A02 | Decision of refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A02 Effective date: 20040309 |