JPH07212357A - 非順応暗号システムにおけるメッセージ認証方法及び通信装置 - Google Patents
非順応暗号システムにおけるメッセージ認証方法及び通信装置Info
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- JPH07212357A JPH07212357A JP6284697A JP28469794A JPH07212357A JP H07212357 A JPH07212357 A JP H07212357A JP 6284697 A JP6284697 A JP 6284697A JP 28469794 A JP28469794 A JP 28469794A JP H07212357 A JPH07212357 A JP H07212357A
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- G06F2221/21—Indexing scheme relating to G06F21/00 and subgroups addressing additional information or applications relating to security arrangements for protecting computers, components thereof, programs or data against unauthorised activity
- G06F2221/2103—Challenge-response
Abstract
(57)【要約】
【目的】 暗号化されたメッセージの認証を可能とする
方法を提供する。 【構成】 非順応公開キー暗号化技術を利用することに
より、盗聴者が暗号化されたメッセージを利用できない
ように、受信元へ送られる際に正当な送信元から発せら
れたメッセージとして渡されるべくメッセージを作成す
る。好適例では、送信元からのメッセージ認証要求に応
答して、受信元が送信元に対して、送信元の非順応的な
公開キーによって暗号化されたストリングを送る。送信
元はそのストリングを自らの専用キーを用いて解読し、
受信元に対してストリングと認証されるメッセージとの
関数であるメッセージを送る。公開キーは非順応的であ
るので、盗聴者は送信元や受信元を装うことはできず、
また、正しい認証ストリングを含んでいるにも拘わらず
誤っているような誤情報メッセージを作成することはで
きなくなる。
方法を提供する。 【構成】 非順応公開キー暗号化技術を利用することに
より、盗聴者が暗号化されたメッセージを利用できない
ように、受信元へ送られる際に正当な送信元から発せら
れたメッセージとして渡されるべくメッセージを作成す
る。好適例では、送信元からのメッセージ認証要求に応
答して、受信元が送信元に対して、送信元の非順応的な
公開キーによって暗号化されたストリングを送る。送信
元はそのストリングを自らの専用キーを用いて解読し、
受信元に対してストリングと認証されるメッセージとの
関数であるメッセージを送る。公開キーは非順応的であ
るので、盗聴者は送信元や受信元を装うことはできず、
また、正しい認証ストリングを含んでいるにも拘わらず
誤っているような誤情報メッセージを作成することはで
きなくなる。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、広くは通信ノード間で
伝送されるメッセージの暗号化の分野に関する。特に、
本発明は、暗号化されたメッセージの送信元を認証する
ための公開キー方法に関する。
伝送されるメッセージの暗号化の分野に関する。特に、
本発明は、暗号化されたメッセージの送信元を認証する
ための公開キー方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】通信システムは、送信元から受信元への
内密のメッセージを伝達するためにしばしば利用され
る。内密性は、物理的なセキュリティ（機密保持）を通
して保持されることが最適である。すなわち、密封され
持運ばれるパッケージに入れるか、ケーブル上でか、あ
るいは他の何らかの閉じた通信媒体を用いる等の、送信
元か受信元以外の何者もそのメッセージにアクセスでき
ないような方法で内密のメッセージを伝達することであ
る。
内密のメッセージを伝達するためにしばしば利用され
る。内密性は、物理的なセキュリティ（機密保持）を通
して保持されることが最適である。すなわち、密封され
持運ばれるパッケージに入れるか、ケーブル上でか、あ
るいは他の何らかの閉じた通信媒体を用いる等の、送信
元か受信元以外の何者もそのメッセージにアクセスでき
ないような方法で内密のメッセージを伝達することであ
る。
【０００３】公衆電話網又は無線伝送等の電気通信媒体
は、速度と簡便さという長所をもっている。しかしなが
ら、これらの媒体では、物理的セキュリティは得られな
い。つまり、これらの通信媒体を通して送られるメッセ
ージは、メッセージの内容を本来なら知られたくない第
三者によって盗聴される可能性がある。
は、速度と簡便さという長所をもっている。しかしなが
ら、これらの媒体では、物理的セキュリティは得られな
い。つまり、これらの通信媒体を通して送られるメッセ
ージは、メッセージの内容を本来なら知られたくない第
三者によって盗聴される可能性がある。
【０００４】従って、物理的セキュリティに相当するメ
ッセージの機密性のレベルを維持するという課題に対し
ては、多大な注意が払われてきた。このような注意の多
くは、暗号化技術において顕在化している。様々な暗号
システムの属性は、いかに良好にシステムがメッセージ
を内密に保持するかということに影響する。
ッセージの機密性のレベルを維持するという課題に対し
ては、多大な注意が払われてきた。このような注意の多
くは、暗号化技術において顕在化している。様々な暗号
システムの属性は、いかに良好にシステムがメッセージ
を内密に保持するかということに影響する。
【０００５】特に、暗号システムは、順応性をもつべき
ではない。順応性については、Dolev,Dwork, and Naor,
「Non-Malleable Cryptography」ACM 089791-397-3/91/
004/0542,pp. 542-52(1991)において暗号システムと関
連して議論されている。非順応的であるために、暗号シ
ステムは２つの属性を有する。第１は、その暗号システ
ムが意味上の機密保持性があることである。すなわち、
もし平文についての任意の所定情報が暗号文から算出可
能ならば、その所定の情報は暗号文無しでも算出可能で
ある。第２は、所定の第１の暗号文が第２の暗号文を生
成することが、不可能であるもしくはコンピュータ上で
実行できないことによって、第１と第２の暗号文に相当
する平文が関連付けられることである。
ではない。順応性については、Dolev,Dwork, and Naor,
「Non-Malleable Cryptography」ACM 089791-397-3/91/
004/0542,pp. 542-52(1991)において暗号システムと関
連して議論されている。非順応的であるために、暗号シ
ステムは２つの属性を有する。第１は、その暗号システ
ムが意味上の機密保持性があることである。すなわち、
もし平文についての任意の所定情報が暗号文から算出可
能ならば、その所定の情報は暗号文無しでも算出可能で
ある。第２は、所定の第１の暗号文が第２の暗号文を生
成することが、不可能であるもしくはコンピュータ上で
実行できないことによって、第１と第２の暗号文に相当
する平文が関連付けられることである。
【０００６】順応性の不利な点について以下に示す。関
連するメッセージの組が、代数的暗号システムを用いて
暗号化されたとき、その結果である暗号化されたメッセ
ージが、相応の（識別可能である必要はない）関連性を
有することがときどきある。例えば、メッセージの組
が、一連の昇順の近接した数値を有する場合、何らかの
順応性のある暗号化キーがそのメッセージを暗号化され
たメッセージの組へと暗号化すると、それらもまた一連
の昇順の近接した数値を有することになる。よって、そ
のメッセージはそれでも尚解読困難であるにも拘らず、
不正を働く者は、暗号化されたメッセージを不法に利用
することができる。
連するメッセージの組が、代数的暗号システムを用いて
暗号化されたとき、その結果である暗号化されたメッセ
ージが、相応の（識別可能である必要はない）関連性を
有することがときどきある。例えば、メッセージの組
が、一連の昇順の近接した数値を有する場合、何らかの
順応性のある暗号化キーがそのメッセージを暗号化され
たメッセージの組へと暗号化すると、それらもまた一連
の昇順の近接した数値を有することになる。よって、そ
のメッセージはそれでも尚解読困難であるにも拘らず、
不正を働く者は、暗号化されたメッセージを不法に利用
することができる。
【０００７】例えば、契約の入札の筋書きに沿って考え
てみる。仮に、自治体が新しい学校を建設することを可
決し、設計を選択し、そして順応性のある公開キーＥを
用いて暗号化された入札価格を提出することにより契約
のための入札に参加するよう広告したとする。企業Ａ
は、Ｅを用いて１５０万ドルの入札価格を暗号化して、
その入札価格を機密性のないライン上で送る。企業Ｂ
は、この入札価格を受信するが解読することはできな
い。なぜなら、企業Ｂはその自治体の私的解読キーをも
っていないからである。
てみる。仮に、自治体が新しい学校を建設することを可
決し、設計を選択し、そして順応性のある公開キーＥを
用いて暗号化された入札価格を提出することにより契約
のための入札に参加するよう広告したとする。企業Ａ
は、Ｅを用いて１５０万ドルの入札価格を暗号化して、
その入札価格を機密性のないライン上で送る。企業Ｂ
は、この入札価格を受信するが解読することはできな
い。なぜなら、企業Ｂはその自治体の私的解読キーをも
っていないからである。
【０００８】しかしながら、企業Ａの暗号化された入札
価格が与えられた場合には、企業Ｂが、自治体の解読キ
ーを用いて解読したとき結果的に企業Ａよりも低い入札
価格となるように自らのメッセージを作成することがあ
り得る。もし、企業Ａの暗号化された入札価格が与えら
れた場合に企業Ｂが上記のようなメッセージを作成する
可能性の方が、与えられない場合に企業Ｂが同様のこと
を行う可能性よりも大きいならば、その暗号システムは
順応性があるという。企業Ａが入札を行う。すると企業
Ｂは、企業Ａの入札価格がどれほどであったかを知る必
要もなく、あるいは自らの入札価格が解読後にどれほど
になるかさえも知らずして、企業Ａよりも僅かに低い入
札価格を提出することができ、その契約を獲得すること
ができる。以上で明らかなように、企業Ａの利益は、非
順応的な暗号システムを採用することによって企業Ｂに
よる上記のような形態の入札の発生を防ぐことにより守
られる。
価格が与えられた場合には、企業Ｂが、自治体の解読キ
ーを用いて解読したとき結果的に企業Ａよりも低い入札
価格となるように自らのメッセージを作成することがあ
り得る。もし、企業Ａの暗号化された入札価格が与えら
れた場合に企業Ｂが上記のようなメッセージを作成する
可能性の方が、与えられない場合に企業Ｂが同様のこと
を行う可能性よりも大きいならば、その暗号システムは
順応性があるという。企業Ａが入札を行う。すると企業
Ｂは、企業Ａの入札価格がどれほどであったかを知る必
要もなく、あるいは自らの入札価格が解読後にどれほど
になるかさえも知らずして、企業Ａよりも僅かに低い入
札価格を提出することができ、その契約を獲得すること
ができる。以上で明らかなように、企業Ａの利益は、非
順応的な暗号システムを採用することによって企業Ｂに
よる上記のような形態の入札の発生を防ぐことにより守
られる。
【０００９】この筋書きによって示されるのは、企業Ａ
の暗号化された入札価格へさえもアクセスできない物理
的セキュリティと、メッセージを暗号化することによっ
て生成される機密性との間の違いである。この筋書きの
ようないくつかの場合においては、順応性のある暗号シ
ステムの使用を通して得られる機密性は、物理的セキュ
リティに置換わるものとしては不十分である。
の暗号化された入札価格へさえもアクセスできない物理
的セキュリティと、メッセージを暗号化することによっ
て生成される機密性との間の違いである。この筋書きの
ようないくつかの場合においては、順応性のある暗号シ
ステムの使用を通して得られる機密性は、物理的セキュ
リティに置換わるものとしては不十分である。
【００１０】物理的セキュリティに匹敵する機密性が望
まれるような特定の領域とは、暗号化されたメッセージ
の送信元を認証する部分である。望ましくは、認証方法
は２つの属性を有するべきである。第１に、この方法
は、詐称をする者からの侵害に対して機密保持されるべ
きである。すなわち、詐称者が誤情報を受信元へ送信で
きないこと、及びその誤情報を正当な送信元からの有効
なメッセージとして認証したりできないことである。も
し信頼できるメッセージ認証方法が設けられない場合に
は、メッセージが受信元Ｒにより受信されたとき、送信
元Ｓの送信元アドレスが実際には詐称者Ｂにより送られ
たのかも知れない。よって、詐称者Ｂは、送信元Ｓから
受信元Ｒへの誤情報を送ることができる。
まれるような特定の領域とは、暗号化されたメッセージ
の送信元を認証する部分である。望ましくは、認証方法
は２つの属性を有するべきである。第１に、この方法
は、詐称をする者からの侵害に対して機密保持されるべ
きである。すなわち、詐称者が誤情報を受信元へ送信で
きないこと、及びその誤情報を正当な送信元からの有効
なメッセージとして認証したりできないことである。も
し信頼できるメッセージ認証方法が設けられない場合に
は、メッセージが受信元Ｒにより受信されたとき、送信
元Ｓの送信元アドレスが実際には詐称者Ｂにより送られ
たのかも知れない。よって、詐称者Ｂは、送信元Ｓから
受信元Ｒへの誤情報を送ることができる。
【００１１】認証方法に望まれる第２の属性としては、
受信元Ｒが、そのメッセージが本当に送信元Ｓから送ら
れたものであって詐称者Ｂからのものではないことを第
三者Ｃに確認できるようにするべきである。
受信元Ｒが、そのメッセージが本当に送信元Ｓから送ら
れたものであって詐称者Ｂからのものではないことを第
三者Ｃに確認できるようにするべきである。
【００１２】認証することが望まれる筋書きの一例とし
ては、いわゆる「チェスマスタ攻撃（chessmaster atta
ck）」又は「マフィア・スキャム（mafia scam）」とい
う筋書きがある。この名前はチェスの筋書きに由来する
もので、プレイヤは、あるグランドマスタに対して白と
して対戦しかつ同時に別のグランドマスタに対して黒と
して対戦する。このプレイヤは、各グランドマスタが相
手に対してなす動きを再現することによって互いに対戦
し合う二人のグランドマスタとして有効に対戦するので
ある。
ては、いわゆる「チェスマスタ攻撃（chessmaster atta
ck）」又は「マフィア・スキャム（mafia scam）」とい
う筋書きがある。この名前はチェスの筋書きに由来する
もので、プレイヤは、あるグランドマスタに対して白と
して対戦しかつ同時に別のグランドマスタに対して黒と
して対戦する。このプレイヤは、各グランドマスタが相
手に対してなす動きを再現することによって互いに対戦
し合う二人のグランドマスタとして有効に対戦するので
ある。
【００１３】このチェスマスタ攻撃は、「識別：友か敵
か（Identification:Friend or Foe）」又はＩＦＦと呼
ばれる筋書きに記載されている。１つの可能なＩＦＦの
筋書きでは、味方の飛行機Ｆと味方の基地ＧFとが通信
し、そして敵の飛行機Ｎは、敵の基地ＧNと協力して、
味方の飛行機及び味方の基地の振りをすることによって
これらに誤情報を通信しようとする。
か（Identification:Friend or Foe）」又はＩＦＦと呼
ばれる筋書きに記載されている。１つの可能なＩＦＦの
筋書きでは、味方の飛行機Ｆと味方の基地ＧFとが通信
し、そして敵の飛行機Ｎは、敵の基地ＧNと協力して、
味方の飛行機及び味方の基地の振りをすることによって
これらに誤情報を通信しようとする。
【００１４】機密保持された通信を確立しようとする汎
用的な試みは、味方の飛行機に対して味方の基地にのみ
知られた何らかの機密情報ｓを与えることである。味方
の基地は、多数の呼びかけｑの中から１つを選択してｑ
を味方の飛行機へ送る。味方の飛行機は、ｓなしではコ
ンピュータによる計算が不可能な、ｓとｑとの関数Ｆに
より応答する。もちろん、敵の飛行機もまたこの関数を
受信することができる。もしその後に、味方の基地が敵
の飛行機に対して異なる呼びかけｑ′を用いて呼びかけ
たならば、ただｑとＦ（ｓ，ｑ）が与えられただけでは
その要求される応答であるｓとｑ′との関数を容易に作
成することができない。
用的な試みは、味方の飛行機に対して味方の基地にのみ
知られた何らかの機密情報ｓを与えることである。味方
の基地は、多数の呼びかけｑの中から１つを選択してｑ
を味方の飛行機へ送る。味方の飛行機は、ｓなしではコ
ンピュータによる計算が不可能な、ｓとｑとの関数Ｆに
より応答する。もちろん、敵の飛行機もまたこの関数を
受信することができる。もしその後に、味方の基地が敵
の飛行機に対して異なる呼びかけｑ′を用いて呼びかけ
たならば、ただｑとＦ（ｓ，ｑ）が与えられただけでは
その要求される応答であるｓとｑ′との関数を容易に作
成することができない。
【００１５】しかしながら、順応性のある暗号システム
においては、この通信プロトコルはマフィア・スキャム
のテクニックを用いた侵害を受けやすい。以下に示す一
連のメッセージについて考えてみる。この中では、コロ
ン（：）に続く表現が、左側の当事者から右側の当事者
に対して送られるメッセージである。 ＧF→Ｎ：ｑ Ｎ→ＧN：ｑ ＧN→Ｆ：ｑ Ｆ→ＧN：ｆ（ｓ，ｑ） ＧN→Ｎ：ｆ（ｓ，ｑ） Ｎ→ＧF：ｆ（ｓ，ｑ） この一連のメッセージでは、互いに協同している敵の飛
行機及び基地は、マフィア・スキャムの手法によって、
味方の基地と味方の飛行機との間に介在している。第４
の段階において、味方の飛行機Ｆは、敵に基地に暗号化
された応答ｆ（ｓ，ｑ）を与えている。そして、第６の
段階では、敵の飛行機が味方の基地に対して暗号化され
た応答を送っており、これによって味方の基地からの呼
びかけに対して正しく応答していることになる。
においては、この通信プロトコルはマフィア・スキャム
のテクニックを用いた侵害を受けやすい。以下に示す一
連のメッセージについて考えてみる。この中では、コロ
ン（：）に続く表現が、左側の当事者から右側の当事者
に対して送られるメッセージである。 ＧF→Ｎ：ｑ Ｎ→ＧN：ｑ ＧN→Ｆ：ｑ Ｆ→ＧN：ｆ（ｓ，ｑ） ＧN→Ｎ：ｆ（ｓ，ｑ） Ｎ→ＧF：ｆ（ｓ，ｑ） この一連のメッセージでは、互いに協同している敵の飛
行機及び基地は、マフィア・スキャムの手法によって、
味方の基地と味方の飛行機との間に介在している。第４
の段階において、味方の飛行機Ｆは、敵に基地に暗号化
された応答ｆ（ｓ，ｑ）を与えている。そして、第６の
段階では、敵の飛行機が味方の基地に対して暗号化され
た応答を送っており、これによって味方の基地からの呼
びかけに対して正しく応答していることになる。
【００１６】味方の基地は、何らかの特殊なロケータ
（位置入力装置）情報を含めることによって、敵による
通信の複写を防ぐことが可能である。このロケータ情報
は、例えば、呼びかけの際における味方の飛行機の位置
やタイム・スタンプであり、ｑ′で示される。その結
果、敵の飛行機はｆ（ｓ，ｑ）よりもむしろｆ（ｓ，
ｑ′）を伝送することが必要となり、単なる複写だけで
は、味方の通信システムを侵害するには不十分となる。
（位置入力装置）情報を含めることによって、敵による
通信の複写を防ぐことが可能である。このロケータ情報
は、例えば、呼びかけの際における味方の飛行機の位置
やタイム・スタンプであり、ｑ′で示される。その結
果、敵の飛行機はｆ（ｓ，ｑ）よりもむしろｆ（ｓ，
ｑ′）を伝送することが必要となり、単なる複写だけで
は、味方の通信システムを侵害するには不十分となる。
【００１７】しかしながら、２つの呼びかけｑとｑ′
は、位置情報やタイム・スタンプ以外は同じである。順
応性のある暗号システムでは、ｆ（ｓ，ｑ）とｆ（ｓ，
ｑ′）は、類似しがちである。そのため、ｑ、ｑ′、及
びｆ（ｓ，ｑ）が与えられたならば、敵がｆ（ｓ，
ｑ′）を得ることにより味方の暗号システムを破ること
が可能となる。
は、位置情報やタイム・スタンプ以外は同じである。順
応性のある暗号システムでは、ｆ（ｓ，ｑ）とｆ（ｓ，
ｑ′）は、類似しがちである。そのため、ｑ、ｑ′、及
びｆ（ｓ，ｑ）が与えられたならば、敵がｆ（ｓ，
ｑ′）を得ることにより味方の暗号システムを破ること
が可能となる。
【００１８】従って、機密メッセージの認証を容易に行
えかつ順応性がなく、よって前述のような侵害に対して
もろくない暗号システムが必要である。
えかつ順応性がなく、よって前述のような侵害に対して
もろくない暗号システムが必要である。
【００１９】
【発明が解決しようとする課題】本発明の目的は、非順
応性であるメッセージ認証を行うため方法及びシステム
を提供することである。
応性であるメッセージ認証を行うため方法及びシステム
を提供することである。
【００２０】
【課題を解決するための手段】これら及び他の目的を達
成するために、本発明では、非順応性の公開キーと専用
キーを用いる公開キー暗号システムをメッセージの認証
において利用するような方法及びシステムを提供する。
メッセージの認証プロトコルは、非順応性の公開キー暗
号システムとともに用いられることにより、盗聴者や詐
称者による不正に対して機密を保持するような認証を可
能とする。
成するために、本発明では、非順応性の公開キーと専用
キーを用いる公開キー暗号システムをメッセージの認証
において利用するような方法及びシステムを提供する。
メッセージの認証プロトコルは、非順応性の公開キー暗
号システムとともに用いられることにより、盗聴者や詐
称者による不正に対して機密を保持するような認証を可
能とする。
【００２１】プロトコルは、以下の内容を含む。受信元
により受信されかつ明らかに送信元により送信された第
１のメッセージに対する応答において、応答者は、明ら
かに送信元のものである公開キーとともに暗号化された
認証ストリングを送信する。確かにこの第１のメッセー
ジを送信した送信元は、その専用解読キーを用いて認証
ストリングを解読する。その後、送信元は、第１のメッ
セージと認証ストリングとの関数である認証メッセージ
を送信する。
により受信されかつ明らかに送信元により送信された第
１のメッセージに対する応答において、応答者は、明ら
かに送信元のものである公開キーとともに暗号化された
認証ストリングを送信する。確かにこの第１のメッセー
ジを送信した送信元は、その専用解読キーを用いて認証
ストリングを解読する。その後、送信元は、第１のメッ
セージと認証ストリングとの関数である認証メッセージ
を送信する。
【００２２】上記のプロトコルは、送信元の身元の認証
を受信元へ与えるものである。なぜなら、送信元が、そ
の公開キーを用いて自ら暗号化したストリングを解読で
きる場合のみ認証できるからである。さらに、本発明に
よる上記のプロトコルは信頼性がある。なぜなら、暗号
システムが用いた公開キーは非順応性であるので、盗聴
者や詐称者は、暗号化された認証ストリングから認証メ
ッセージを作成することができないからである。
を受信元へ与えるものである。なぜなら、送信元が、そ
の公開キーを用いて自ら暗号化したストリングを解読で
きる場合のみ認証できるからである。さらに、本発明に
よる上記のプロトコルは信頼性がある。なぜなら、暗号
システムが用いた公開キーは非順応性であるので、盗聴
者や詐称者は、暗号化された認証ストリングから認証メ
ッセージを作成することができないからである。
【００２３】本発明は、基本的には方法として開示され
るが、当業者であれば、ＣＰＵ、メモリ、入出力装置、
プログラム記憶装置、接続バス、及び他の適当な構成要
素からなる汎用的なデータ・プロセッサ等の装置を、本
発明の方法を容易に実施するべくプログラムできること
あるいは設計できることは自明のことであろう。このよ
うなプロセッサは、本発明の方法を実行するための適切
なプログラム手段を備えているであろう。さらに、デー
タ処理システムとともに使用される予め記録されたディ
スク又は他の類似のコンピュータ・プログラム製品など
の工業製品として、本発明の方法を容易に実施するべく
データ処理システムに対して命令するための記憶媒体及
びその上に記録されたプログラム手段を含めることもで
きる。このような装置及び工業製品もまた、本発明の範
疇に含まれることは当然である。
るが、当業者であれば、ＣＰＵ、メモリ、入出力装置、
プログラム記憶装置、接続バス、及び他の適当な構成要
素からなる汎用的なデータ・プロセッサ等の装置を、本
発明の方法を容易に実施するべくプログラムできること
あるいは設計できることは自明のことであろう。このよ
うなプロセッサは、本発明の方法を実行するための適切
なプログラム手段を備えているであろう。さらに、デー
タ処理システムとともに使用される予め記録されたディ
スク又は他の類似のコンピュータ・プログラム製品など
の工業製品として、本発明の方法を容易に実施するべく
データ処理システムに対して命令するための記憶媒体及
びその上に記録されたプログラム手段を含めることもで
きる。このような装置及び工業製品もまた、本発明の範
疇に含まれることは当然である。
【００２４】
【実施例】以下の説明の内容は、任意の通信システムに
適用可能である。送信元が受信元にメッセージを送り、
そのメッセージの送信元は認証される。そして、受信元
に対して送信元からのように装って誤情報メッセージを
送ろうとする詐称者は、その行為を実行できない。通信
媒体並びに送信元、受信元及び詐称者の詳細な特性は、
本発明にとって本質的なものではない。図１は、送信元
Ｓ、受信元Ｒ、及び詐称者Ｂを含むようなシステムを概
略的に示すブロック図である。
適用可能である。送信元が受信元にメッセージを送り、
そのメッセージの送信元は認証される。そして、受信元
に対して送信元からのように装って誤情報メッセージを
送ろうとする詐称者は、その行為を実行できない。通信
媒体並びに送信元、受信元及び詐称者の詳細な特性は、
本発明にとって本質的なものではない。図１は、送信元
Ｓ、受信元Ｒ、及び詐称者Ｂを含むようなシステムを概
略的に示すブロック図である。
【００２５】本発明によるメッセージ認証技術は、公開
キー暗号システムの利用を含む。公開キー暗号システム
は、DiffieとHellmanによる「New Directions in Crypt
ography」I.E.E.E Transactions on Information Theor
y, Vol. IT-22, No.6, pp.644-54(Nov. 1976)において
初めて提示された。
キー暗号システムの利用を含む。公開キー暗号システム
は、DiffieとHellmanによる「New Directions in Crypt
ography」I.E.E.E Transactions on Information Theor
y, Vol. IT-22, No.6, pp.644-54(Nov. 1976)において
初めて提示された。
【００２６】複数の通信ノードによって操作可能な公開
キー暗号システムにおいては、各ノードＡについて、他
の全てのノードが認知している公開暗号化キーＥAが存
在する。各公開暗号化キーＥAは、それぞれのノードＡ
へ送られるメッセージを暗号化するための手順を記述し
ている。各公開暗号化キーについて、その各ノードのみ
が認知している対応する専用解読キーが存在しかつこの
専用解読キーは公開暗号化キーが与えられたとしても推
定することができない。従って、もしメッセージが公開
暗号化キーＥAを用いて暗号化されたならば、他のいず
れのノードもその暗号化されたメッセージを受信できる
にも拘らず、ノードＡのみがそれを解読することができ
る。一旦そのメッセージが暗号化されたならば、その送
信ノードでさえもそのメッセージを解読することはでき
ない。
キー暗号システムにおいては、各ノードＡについて、他
の全てのノードが認知している公開暗号化キーＥAが存
在する。各公開暗号化キーＥAは、それぞれのノードＡ
へ送られるメッセージを暗号化するための手順を記述し
ている。各公開暗号化キーについて、その各ノードのみ
が認知している対応する専用解読キーが存在しかつこの
専用解読キーは公開暗号化キーが与えられたとしても推
定することができない。従って、もしメッセージが公開
暗号化キーＥAを用いて暗号化されたならば、他のいず
れのノードもその暗号化されたメッセージを受信できる
にも拘らず、ノードＡのみがそれを解読することができ
る。一旦そのメッセージが暗号化されたならば、その送
信ノードでさえもそのメッセージを解読することはでき
ない。
【００２７】最初にDiffieらによって提示された公開キ
ー暗号システムは、ｑの対数を計算する困難さに基づい
ていた。ｑは、フィールドを構築するエレメントの素数
である。ビット数ｂとして表現できる量に対して、ｑは
２bよりもわずかに小さい素数であるが、Diffieらの文
献に記載されたキーを用いる暗号化又は解読は、多くと
もｑの２ｂ回の乗算を行う指数演算を要するだけであ
る。しかしながら、キーなしで暗号文を解読するには、
２(b/2)回の操作を伴う対数演算を必要とする。そのた
め、それぞれのキーを認知している当事者による正当な
暗号化又は解読において、その暗号文解読には、指数関
数的に増大する演算労力が要求される。
ー暗号システムは、ｑの対数を計算する困難さに基づい
ていた。ｑは、フィールドを構築するエレメントの素数
である。ビット数ｂとして表現できる量に対して、ｑは
２bよりもわずかに小さい素数であるが、Diffieらの文
献に記載されたキーを用いる暗号化又は解読は、多くと
もｑの２ｂ回の乗算を行う指数演算を要するだけであ
る。しかしながら、キーなしで暗号文を解読するには、
２(b/2)回の操作を伴う対数演算を必要とする。そのた
め、それぞれのキーを認知している当事者による正当な
暗号化又は解読において、その暗号文解読には、指数関
数的に増大する演算労力が要求される。
【００２８】しかしながら、対数計算に依存しているの
で、上昇していく平文に対応する暗号文もまた、それぞ
れ上昇していくことになる。従って、汎用的なDiffieら
の公開キー暗号法は順応性を有しており、前述のような
侵害を受けやすい。本発明においては、非順応的な暗号
システムを使用することによりこの欠点が克服される。
任意の非順応的は暗号システムを本発明において用いる
ことができるが、好適な非順応暗号システムとしては、
引用するDlevらの「非順応暗号法」の第４章に記述があ
る。
で、上昇していく平文に対応する暗号文もまた、それぞ
れ上昇していくことになる。従って、汎用的なDiffieら
の公開キー暗号法は順応性を有しており、前述のような
侵害を受けやすい。本発明においては、非順応的な暗号
システムを使用することによりこの欠点が克服される。
任意の非順応的は暗号システムを本発明において用いる
ことができるが、好適な非順応暗号システムとしては、
引用するDlevらの「非順応暗号法」の第４章に記述があ
る。
【００２９】Diffieらは、認証の問題を論じており、一
方向性の認証システムを提案している。これによれば、
送信元が送信元の専用キーを用いることにより、送られ
るメッセージを「解読する」ものである。そして、受信
元は、送信元の公開キーを用いてその「解読された」メ
ッセージを「暗号化する」ことによりそのメッセージ本
来の形に復元する。送信元のみがその送信元の専用キー
を用いることができたはずであるから、その送信元の公
開キーを用いてそのメッセージを復元することは、その
送信元がそのメッセージを送ったということの証明とな
る。
方向性の認証システムを提案している。これによれば、
送信元が送信元の専用キーを用いることにより、送られ
るメッセージを「解読する」ものである。そして、受信
元は、送信元の公開キーを用いてその「解読された」メ
ッセージを「暗号化する」ことによりそのメッセージ本
来の形に復元する。送信元のみがその送信元の専用キー
を用いることができたはずであるから、その送信元の公
開キーを用いてそのメッセージを復元することは、その
送信元がそのメッセージを送ったということの証明とな
る。
【００３０】しかしながら、Diffieらの暗号法は順応的
であるために、メッセージが、実際には詐称者によって
送られたものであるのに誤って所与の送信元からのもの
であるかのように「認証されてしまう」ような侵害に対
して弱い傾向がある。
であるために、メッセージが、実際には詐称者によって
送られたものであるのに誤って所与の送信元からのもの
であるかのように「認証されてしまう」ような侵害に対
して弱い傾向がある。
【００３１】適切な非順応的な暗号システムがあれば、
本発明の方法は図２の流れ図に示すように機能する。図
２の各ステップは、送信元Ｓと受信元Ｒとの間の通信ト
ラフィックを示している。その目的は、ＳからＲへ送ら
れるデータ・メッセージｍを認証することである。
本発明の方法は図２の流れ図に示すように機能する。図
２の各ステップは、送信元Ｓと受信元Ｒとの間の通信ト
ラフィックを示している。その目的は、ＳからＲへ送ら
れるデータ・メッセージｍを認証することである。
【００３２】第１のステップ２において、送信元Ｓは、
ｓがデータ・メッセージｍの認証を望んでいることを示
す認証要求メッセージを送る。この認証要求メッセージ
の中は、データ・メッセージｍ自体を含んでいてもよ
く、あるいは、送信元Ｓと受信元Ｒをサポートする通信
システムについて用いる適切な命令フォーマットやプロ
トコルに従った命令メッセージであってもよい。後者の
場合、データ・メッセージｍ自体は別に送られる。実際
には、認証要求メッセージは、「私はＳであり、私があ
なたへ送ろうとしているデータ・メッセージＭを認証し
たい」という文になる。
ｓがデータ・メッセージｍの認証を望んでいることを示
す認証要求メッセージを送る。この認証要求メッセージ
の中は、データ・メッセージｍ自体を含んでいてもよ
く、あるいは、送信元Ｓと受信元Ｒをサポートする通信
システムについて用いる適切な命令フォーマットやプロ
トコルに従った命令メッセージであってもよい。後者の
場合、データ・メッセージｍ自体は別に送られる。実際
には、認証要求メッセージは、「私はＳであり、私があ
なたへ送ろうとしているデータ・メッセージＭを認証し
たい」という文になる。
【００３３】ステップ４において、受信元Ｒは、好適に
は送信元の公開キーＥSをもちいて暗号化されたランダ
ムなストリングｓｔである応答メッセージを送ることに
より応答する。このストリングｓｔは、好適にはランダ
ムに選ばれるか、又は何らかの所定の形式に基づいてい
てもよい。例えば、ストリングｓｔが日付や時刻のスタ
ンプに関係する等である。
は送信元の公開キーＥSをもちいて暗号化されたランダ
ムなストリングｓｔである応答メッセージを送ることに
より応答する。このストリングｓｔは、好適にはランダ
ムに選ばれるか、又は何らかの所定の形式に基づいてい
てもよい。例えば、ストリングｓｔが日付や時刻のスタ
ンプに関係する等である。
【００３４】最後にステップ６において、送信元Ｓが、
受信元Ｒに認証メッセージを送り、そのメッセージから
受信元Ｒは、データ・メッセージｍの送信元の身元が、
実際に送信元Ｓであることを確認できる。本発明の好適
例では、認証メッセージがＡｕｔｈ（ｍ，ｓｔ）の形式
であり、この中でＡｕｔｈは、送信元Ｓと受信元Ｒとの
間で互いに同意した関数である。好適には、Ａｕｔｈ
は、認証されるメッセージｍ等のメッセージとｓｔ等の
ストリングとを独立変数とする、容易に計算される関数
である。関数Ａｕｔｈは、好適には、短いストリングの
形式の計算結果を生成する。これは、実際に送信元Ｓか
ら受信元Ｒへ送られる計算結果、又は短いストリングで
ある。任意の２つのストリングｓｔとｓｔ′に対して、
Ａｕｔｈ（ｍ，ｓｔ）がＡｕｔｈ（ｍ，ｓｔ′）と等し
くなる可能性は、僅かであるべきである。
受信元Ｒに認証メッセージを送り、そのメッセージから
受信元Ｒは、データ・メッセージｍの送信元の身元が、
実際に送信元Ｓであることを確認できる。本発明の好適
例では、認証メッセージがＡｕｔｈ（ｍ，ｓｔ）の形式
であり、この中でＡｕｔｈは、送信元Ｓと受信元Ｒとの
間で互いに同意した関数である。好適には、Ａｕｔｈ
は、認証されるメッセージｍ等のメッセージとｓｔ等の
ストリングとを独立変数とする、容易に計算される関数
である。関数Ａｕｔｈは、好適には、短いストリングの
形式の計算結果を生成する。これは、実際に送信元Ｓか
ら受信元Ｒへ送られる計算結果、又は短いストリングで
ある。任意の２つのストリングｓｔとｓｔ′に対して、
Ａｕｔｈ（ｍ，ｓｔ）がＡｕｔｈ（ｍ，ｓｔ′）と等し
くなる可能性は、僅かであるべきである。
【００３５】さらに、ｍ、ｓｔ、及び計算結果もしくは
短いストリングが与えられた場合に、受信元Ｒが、Ａｕ
ｔｈ（ｍ，ｓｔ）が送信元Ｓから受信元Ｒへの認証メッ
セージとして送られた計算結果に等しいことを容易に確
認できることが望ましい。従って、受信元Ｒが受信した
認証メッセージが、既に受信済のデータ・メッセージｍ
と受信元Ｒが送信元Ｓへ送ったストリングｓｔとのＡｕ
ｔｈ関数に一致することを受信元Ｒが確認したとき、そ
れによって受信元Ｒは、データ・メッセージｍの送信元
が実際に送信元Ｓであることを確認する。
短いストリングが与えられた場合に、受信元Ｒが、Ａｕ
ｔｈ（ｍ，ｓｔ）が送信元Ｓから受信元Ｒへの認証メッ
セージとして送られた計算結果に等しいことを容易に確
認できることが望ましい。従って、受信元Ｒが受信した
認証メッセージが、既に受信済のデータ・メッセージｍ
と受信元Ｒが送信元Ｓへ送ったストリングｓｔとのＡｕ
ｔｈ関数に一致することを受信元Ｒが確認したとき、そ
れによって受信元Ｒは、データ・メッセージｍの送信元
が実際に送信元Ｓであることを確認する。
【００３６】本発明において本質的ではないが、受信元
Ｒの公開キーが、（暗号化されたデータ・メッセージｍ
が別に送られると仮定して）認証要求メッセージ及び認
証メッセージＡｕｔｈ（ｍ，ｓｔ）を暗号化するべく送
信元Ｓによって用いられることが好ましい。
Ｒの公開キーが、（暗号化されたデータ・メッセージｍ
が別に送られると仮定して）認証要求メッセージ及び認
証メッセージＡｕｔｈ（ｍ，ｓｔ）を暗号化するべく送
信元Ｓによって用いられることが好ましい。
【００３７】送信元Ｓを装う詐称者Ｂによる企みを阻止
するために、公開暗号化キーＥSは、非順応的でなけれ
ばならない。そうでないと、この認証シーケンスは、例
えばマフィア・スキャムによる侵害を受けやすくなって
しまう。このようなスキャムは、図３の流れ図に示され
ている。
するために、公開暗号化キーＥSは、非順応的でなけれ
ばならない。そうでないと、この認証シーケンスは、例
えばマフィア・スキャムによる侵害を受けやすくなって
しまう。このようなスキャムは、図３の流れ図に示され
ている。
【００３８】ここで、送信元Ｓがデータ・メッセージｍ
を受信元Ｒへ送ろうとしており、そして詐称者Ｂが送信
元Ｓのメッセージｍの替わりに誤情報メッセージｍ′を
受信元Ｒへ送ろうとしかつｍ′が送信元Ｓからのもので
あるかのように認証しようとしている場合を想定する。
誤情報メッセージｍ′は、データ・メッセージｍと何ら
かの関係をもっており、すなわちｍ′＝ｆ（ｍ）であ
る。この説明の目的のために、送信元Ｓの公開キーＥS
は順応的であるとしているので、ＥS（ｓｔ′）とｍと
ｍ′とが与えられたならば、詐称者Ｂが、ｓｔとｓｔ′
との間に関係があるようにＥS（ｓｔ）を容易に計算す
ることができるのは当然である。
を受信元Ｒへ送ろうとしており、そして詐称者Ｂが送信
元Ｓのメッセージｍの替わりに誤情報メッセージｍ′を
受信元Ｒへ送ろうとしかつｍ′が送信元Ｓからのもので
あるかのように認証しようとしている場合を想定する。
誤情報メッセージｍ′は、データ・メッセージｍと何ら
かの関係をもっており、すなわちｍ′＝ｆ（ｍ）であ
る。この説明の目的のために、送信元Ｓの公開キーＥS
は順応的であるとしているので、ＥS（ｓｔ′）とｍと
ｍ′とが与えられたならば、詐称者Ｂが、ｓｔとｓｔ′
との間に関係があるようにＥS（ｓｔ）を容易に計算す
ることができるのは当然である。
【００３９】マフィア・スキャム交換は、図３に示すよ
うに行われる。ステップ８において、送信元Ｓは、デー
タ・メッセージｍを認証するべく受信元Ｒに向けて認証
要求を送る。この要求は、詐称者Ｂにより遮断される。
ステップ１０において、詐称者Ｂは、送信元Ｓであるか
のように装って誤情報メッセージｍ′の認証を要求する
べく受信元Ｒへ認証要求を送る。ｍ′はｍと所与の関係
を有している。
うに行われる。ステップ８において、送信元Ｓは、デー
タ・メッセージｍを認証するべく受信元Ｒに向けて認証
要求を送る。この要求は、詐称者Ｂにより遮断される。
ステップ１０において、詐称者Ｂは、送信元Ｓであるか
のように装って誤情報メッセージｍ′の認証を要求する
べく受信元Ｒへ認証要求を送る。ｍ′はｍと所与の関係
を有している。
【００４０】ステップ１２において、受信元Ｒは、送信
元Ｓの公開キーを用いて暗号化されたストリングｓｔ′
を送ることによって詐称者Ｂの要求に応答する。Ｂ筺の
暗号化されたストリングを解読することはできない。も
し、本発明に従い、送信元Ｓの公開キーが非順応的であ
ったならば（ステップ１３）、ｍ′を認証しようとする
詐称者Ｂの企みは、この時点から先へ進むことはできな
い。詐称者Ｂの企みは打破され、本発明による方法は、
通信の機密保持性を維持することを達成する（ステップ
１４）。
元Ｓの公開キーを用いて暗号化されたストリングｓｔ′
を送ることによって詐称者Ｂの要求に応答する。Ｂ筺の
暗号化されたストリングを解読することはできない。も
し、本発明に従い、送信元Ｓの公開キーが非順応的であ
ったならば（ステップ１３）、ｍ′を認証しようとする
詐称者Ｂの企みは、この時点から先へ進むことはできな
い。詐称者Ｂの企みは打破され、本発明による方法は、
通信の機密保持性を維持することを達成する（ステップ
１４）。
【００４１】しかしながら、もし送信元Ｓの公開キーが
順応的であったならば、詐称者Ｂは、ＥS（ｓｔ′）を
操作して暗号化されたメッセージＥS（ｓｔ）を作成す
ることができる。その場合、容易に計算できる関数ｇに
ついて、Ａｕｔｈ（ｍ′，ｓｔ′）＝ｇ（Ａｕｔｈ
（ｍ，ｓｔ））である。ステップ１４において、詐称者
ＢはＥS（ｓｔ）を送信元Ｓへ送る。
順応的であったならば、詐称者Ｂは、ＥS（ｓｔ′）を
操作して暗号化されたメッセージＥS（ｓｔ）を作成す
ることができる。その場合、容易に計算できる関数ｇに
ついて、Ａｕｔｈ（ｍ′，ｓｔ′）＝ｇ（Ａｕｔｈ
（ｍ，ｓｔ））である。ステップ１４において、詐称者
ＢはＥS（ｓｔ）を送信元Ｓへ送る。
【００４２】それからステップ１６において、送信元Ｓ
は、Ａｕｔｈ（ｍ，ｓｔ）を送ることによって認証を完
了しようとする。ここで再び、詐称者Ｂはこのメッセー
ジを遮断し、関数ｇをこれに適用してＡｕｔｈ（ｍ′，
ｓｔ′）を作成する。そして、ステップ１８において、
これを受信元Ｒへ送る。そこで、受信元Ｒが、送信元Ｓ
が誤情報メッセージｍ′を認証したものと信じてしまう
ため、詐称者Ｂは、そのマフィア・スキャムに成功す
る。
は、Ａｕｔｈ（ｍ，ｓｔ）を送ることによって認証を完
了しようとする。ここで再び、詐称者Ｂはこのメッセー
ジを遮断し、関数ｇをこれに適用してＡｕｔｈ（ｍ′，
ｓｔ′）を作成する。そして、ステップ１８において、
これを受信元Ｒへ送る。そこで、受信元Ｒが、送信元Ｓ
が誤情報メッセージｍ′を認証したものと信じてしまう
ため、詐称者Ｂは、そのマフィア・スキャムに成功す
る。
【００４３】しかしながら、マフィア・スキャムの成功
は、送信元Ｓの公開キーＥSが順応的であることにかか
っている。もし、本発明に従い、公開キーが順応的でな
ければ、詐称者Ｂが、ＥS（ｓｔ′）からＥS（ｓｔ）を
作成することは不可能になり、マフィア・スキャムは失
敗する。よって、本発明は、この認証シーケンスを侵害
から保護することにおいて有益である。
は、送信元Ｓの公開キーＥSが順応的であることにかか
っている。もし、本発明に従い、公開キーが順応的でな
ければ、詐称者Ｂが、ＥS（ｓｔ′）からＥS（ｓｔ）を
作成することは不可能になり、マフィア・スキャムは失
敗する。よって、本発明は、この認証シーケンスを侵害
から保護することにおいて有益である。
【００４４】以上において、本発明の好適例について詳
細に説明したが、特許請求の範囲で定められる本発明の
範囲から逸脱することなくこれらの実施例に対して変更
や付加が可能であることは当業者であれば自明であろ
う。
細に説明したが、特許請求の範囲で定められる本発明の
範囲から逸脱することなくこれらの実施例に対して変更
や付加が可能であることは当業者であれば自明であろ
う。
【００４５】まとめとして、本発明の構成に関して以下
の事項を開示する。
の事項を開示する。
【００４６】（１）通信装置に用いられ、前記通信装置
により受信されるデータ・メッセージを認証する非順応
公開キー暗号化方法であって、前記データ・メッセージ
を送信した送信元によって送信された認証要求メッセー
ジに対して応答するステップと、前記ステップは、前記
送信元の非順応公開暗号化キーを用いて暗号化された応
答メッセージを送ることを含み、前記データ・メッセー
ジの関数である認証メッセージと前記応答メッセージと
を受信するステップと、を有する非順応公開キー暗号化
方法。 （２）前記応答するステップが、前記応答メッセージと
してランダムなストリングを送ることを含む上記（１）
に記載の方法。 （３）通信装置に用いる、前記通信装置により受信装置
へ送られるデータ・メッセージを認証するための非順応
公開キー暗号化方法であって、前記受信装置から前記デ
ータ・メッセージの認証を要求する第１のメッセージを
送るステップと、前記通信装置の公開キーを用いて暗号
化された応答メッセージを、前記受信装置から受信する
ステップと、前記応答メッセージを得るべく、前記通信
装置の専用解読キーを用いて前記受信されたメッセージ
を解読するステップと、前記データ・メッセージ及び前
記応答メッセージに関連する認証メッセージを送信する
ステップと、を有する非順応公開キー暗号化方法。 （４）通信媒体を介して他の通信ノードとの間でメッセ
ージを互いに送受信する通信ノードＳにより用いられ
る、他の通信ノードの中の特定の１つＲによって受信さ
れかつ前記通信ノードＲの公開キーＥRを用いて暗号化
されているメッセージＭが、前記通信ノードＳによって
送られたことを確認するための非順応公開キー方法であ
って、前記通信ノードＳの公開キーＥSを用いて暗号化
された応答メッセージｓｔを、前記通信ノードＲから受
信するステップと、前記応答メッセージｓｔを解読する
ステップと、メッセージ変数とストリング変数とが与え
られた場合に計算結果を生成しかつ任意の２つのストリ
ング変数に対して同じ計算結果を生じる可能性が僅かで
あるような関数Ａｕｔｈにより、メッセージＡｕｔｈ
（Ｍ，ｓｔ）を作成するステップと、前記計算結果Ａｕ
ｔｈ（Ｍ，ｓｔ）を前記通信ノードＲへ伝送するステッ
プと、を有する非順応公開キー方法。 （５）通信媒体を介して他の通信ノードとの間でメッセ
ージを互いに送受信する通信ノードＲにより用いられ
る、通信ノードＲによって受信され、前記通信ノードＲ
の公開キーＥRを用いて暗号化されかつ他の通信ノード
の１つＳである送信元の身元を示すメッセージＭが、前
記通信ノードＳによって送られたことを確認するための
非順応公開キー方法であって、前記通信ノードＳの公開
キーＥSを用いて暗号化された応答メッセージｓｔを伝
送するステップと、メッセージ変数とストリング変数と
が与えられた場合に計算結果を生成しかつ任意の２つの
ストリング変数に対して同じ計算結果を生じる可能性が
僅かであるような関数Ａｕｔｈにより、メッセージＡｕ
ｔｈ（Ｍ，ｓｔ）を作成するステップと、認証メッセー
ジを受信するステップと、前記受信された認証メッセー
ジが、前記作成ステップにおいて作成された認証メッセ
ージＡｕｔｈ（Ｍ，ｓｔ）に一致することを確認するス
テップと、を有する非順応公開キー方法。 （６）前記応答メッセージｓｔが、ランダムなストリン
グである上記（５）に記載の方法。 （７）通信装置によって受信されるデータ・メッセージ
の認証のために非順応的公開キー暗号化を利用する前記
通信装置において、前記データ・メッセージを送信した
送信元によって送信された認証要求メッセージに対して
応答手段と、前記手段は、前記の送信元の非順応公開暗
号化キーを用いて暗号化された応答メッセージを送るこ
とを含み、前記データ・メッセージの関数である認証メ
ッセージと前記応答メッセージとを受信する手段と、を
有する通信装置。 （８） 前記応答する手段が、前記応答メッセージとし
てランダムなストリングを送る手段を含む上記（７）に
記載の通信装置。 （９）通信装置により受信装置へ送られるデータ・メッ
セージの認証のために非順応公開キー暗号化方法を利用
する前記通信装置において、前記受信装置から前記デー
タ・メッセージの認証を要求する第１のメッセージを送
る手段と、前記通信装置の公開キーを用いて暗号化され
た応答メッセージを、前記受信装置から受信する手段
と、前記応答メッセージを得るべく、前記通信装置の専
用解読キーを用いて前記受信されたメッセージを解読す
る手段と、前記データ・メッセージ及び前記応答メッセ
ージに関連する認証メッセージを送信する手段と、を有
する通信装置。 （１０）通信ノードＳにおいて、通信媒体を介して他の
通信ノードとの間でメッセージを送受信する手段と、他
の通信ノードの中の特定の１つの通信ノードＲによって
受信されかつ前記通信ノードＲの公開キーＥRを用いて
暗号化されているメッセージＭが、前記通信ノードＳに
よって送られたことを確認する非順応公開キー手段とを
有し、前記確認する手段が、(i)前記通信ノードＲか
ら、前記通信ノードＳの公開キーＥSを用いて暗号化さ
れた応答メッセージｓｔを受信する手段と、(ii)前記応
答メッセージｓｔを解読する手段と、(iii)メッセージ
変数とストリング変数とが与えられた場合に計算結果を
生成しかつ任意の２つのストリング変数に対して同じ計
算結果を生じる可能性が僅かであるような関数Ａｕｔｈ
により、メッセージＡｕｔｈ（Ｍ，ｓｔ）を作成する手
段と、(iv)前記計算結果Ａｕｔｈ（Ｍ，ｓｔ）を前記通
信ノードＲへ伝送する手段と、を含む通信ノードＳ。 （１１）通信ノードＲにおいて、通信媒体を介して他の
通信ノードとの間でメッセージを送受信する手段と、通
信ノードＲによって受信され、前記通信ノードＲの公開
キーＥRを用いて暗号化されかつ他の通信ノードの１つ
の通信ノードＳである送信元の身元を示すメッセージＭ
が、前記通信ノードＳによって送られたことを確認する
非順応公開キー手段とを有し、前記確認する手段が、
(i)前記通信ノードＳの公開キーＥSを用いて暗号化され
た応答メッセージｓｔを伝送する手段と、(ii)メッセー
ジ変数とストリング変数とが与えられた場合に計算結果
を生成しかつ任意の２つのストリング変数に対して同じ
計算結果を生じる可能性が僅かであるような関数Ａｕｔ
ｈにより、メッセージＡｕｔｈ（Ｍ，ｓｔ）を作成する
手段と、(iii)認証メッセージを受信する手段と、(iv)
前記受信された認証メッセージが、前記作成する手段に
おいて作成された認証メッセージＡｕｔｈ（Ｍ，ｓｔ）
に一致することを確認する手段と、を含む通信ノード
Ｒ。 （１２）前記応答メッセージが、ランダムなストリング
である上記（１１に記載の通信ノードＲ。
により受信されるデータ・メッセージを認証する非順応
公開キー暗号化方法であって、前記データ・メッセージ
を送信した送信元によって送信された認証要求メッセー
ジに対して応答するステップと、前記ステップは、前記
送信元の非順応公開暗号化キーを用いて暗号化された応
答メッセージを送ることを含み、前記データ・メッセー
ジの関数である認証メッセージと前記応答メッセージと
を受信するステップと、を有する非順応公開キー暗号化
方法。 （２）前記応答するステップが、前記応答メッセージと
してランダムなストリングを送ることを含む上記（１）
に記載の方法。 （３）通信装置に用いる、前記通信装置により受信装置
へ送られるデータ・メッセージを認証するための非順応
公開キー暗号化方法であって、前記受信装置から前記デ
ータ・メッセージの認証を要求する第１のメッセージを
送るステップと、前記通信装置の公開キーを用いて暗号
化された応答メッセージを、前記受信装置から受信する
ステップと、前記応答メッセージを得るべく、前記通信
装置の専用解読キーを用いて前記受信されたメッセージ
を解読するステップと、前記データ・メッセージ及び前
記応答メッセージに関連する認証メッセージを送信する
ステップと、を有する非順応公開キー暗号化方法。 （４）通信媒体を介して他の通信ノードとの間でメッセ
ージを互いに送受信する通信ノードＳにより用いられ
る、他の通信ノードの中の特定の１つＲによって受信さ
れかつ前記通信ノードＲの公開キーＥRを用いて暗号化
されているメッセージＭが、前記通信ノードＳによって
送られたことを確認するための非順応公開キー方法であ
って、前記通信ノードＳの公開キーＥSを用いて暗号化
された応答メッセージｓｔを、前記通信ノードＲから受
信するステップと、前記応答メッセージｓｔを解読する
ステップと、メッセージ変数とストリング変数とが与え
られた場合に計算結果を生成しかつ任意の２つのストリ
ング変数に対して同じ計算結果を生じる可能性が僅かで
あるような関数Ａｕｔｈにより、メッセージＡｕｔｈ
（Ｍ，ｓｔ）を作成するステップと、前記計算結果Ａｕ
ｔｈ（Ｍ，ｓｔ）を前記通信ノードＲへ伝送するステッ
プと、を有する非順応公開キー方法。 （５）通信媒体を介して他の通信ノードとの間でメッセ
ージを互いに送受信する通信ノードＲにより用いられ
る、通信ノードＲによって受信され、前記通信ノードＲ
の公開キーＥRを用いて暗号化されかつ他の通信ノード
の１つＳである送信元の身元を示すメッセージＭが、前
記通信ノードＳによって送られたことを確認するための
非順応公開キー方法であって、前記通信ノードＳの公開
キーＥSを用いて暗号化された応答メッセージｓｔを伝
送するステップと、メッセージ変数とストリング変数と
が与えられた場合に計算結果を生成しかつ任意の２つの
ストリング変数に対して同じ計算結果を生じる可能性が
僅かであるような関数Ａｕｔｈにより、メッセージＡｕ
ｔｈ（Ｍ，ｓｔ）を作成するステップと、認証メッセー
ジを受信するステップと、前記受信された認証メッセー
ジが、前記作成ステップにおいて作成された認証メッセ
ージＡｕｔｈ（Ｍ，ｓｔ）に一致することを確認するス
テップと、を有する非順応公開キー方法。 （６）前記応答メッセージｓｔが、ランダムなストリン
グである上記（５）に記載の方法。 （７）通信装置によって受信されるデータ・メッセージ
の認証のために非順応的公開キー暗号化を利用する前記
通信装置において、前記データ・メッセージを送信した
送信元によって送信された認証要求メッセージに対して
応答手段と、前記手段は、前記の送信元の非順応公開暗
号化キーを用いて暗号化された応答メッセージを送るこ
とを含み、前記データ・メッセージの関数である認証メ
ッセージと前記応答メッセージとを受信する手段と、を
有する通信装置。 （８） 前記応答する手段が、前記応答メッセージとし
てランダムなストリングを送る手段を含む上記（７）に
記載の通信装置。 （９）通信装置により受信装置へ送られるデータ・メッ
セージの認証のために非順応公開キー暗号化方法を利用
する前記通信装置において、前記受信装置から前記デー
タ・メッセージの認証を要求する第１のメッセージを送
る手段と、前記通信装置の公開キーを用いて暗号化され
た応答メッセージを、前記受信装置から受信する手段
と、前記応答メッセージを得るべく、前記通信装置の専
用解読キーを用いて前記受信されたメッセージを解読す
る手段と、前記データ・メッセージ及び前記応答メッセ
ージに関連する認証メッセージを送信する手段と、を有
する通信装置。 （１０）通信ノードＳにおいて、通信媒体を介して他の
通信ノードとの間でメッセージを送受信する手段と、他
の通信ノードの中の特定の１つの通信ノードＲによって
受信されかつ前記通信ノードＲの公開キーＥRを用いて
暗号化されているメッセージＭが、前記通信ノードＳに
よって送られたことを確認する非順応公開キー手段とを
有し、前記確認する手段が、(i)前記通信ノードＲか
ら、前記通信ノードＳの公開キーＥSを用いて暗号化さ
れた応答メッセージｓｔを受信する手段と、(ii)前記応
答メッセージｓｔを解読する手段と、(iii)メッセージ
変数とストリング変数とが与えられた場合に計算結果を
生成しかつ任意の２つのストリング変数に対して同じ計
算結果を生じる可能性が僅かであるような関数Ａｕｔｈ
により、メッセージＡｕｔｈ（Ｍ，ｓｔ）を作成する手
段と、(iv)前記計算結果Ａｕｔｈ（Ｍ，ｓｔ）を前記通
信ノードＲへ伝送する手段と、を含む通信ノードＳ。 （１１）通信ノードＲにおいて、通信媒体を介して他の
通信ノードとの間でメッセージを送受信する手段と、通
信ノードＲによって受信され、前記通信ノードＲの公開
キーＥRを用いて暗号化されかつ他の通信ノードの１つ
の通信ノードＳである送信元の身元を示すメッセージＭ
が、前記通信ノードＳによって送られたことを確認する
非順応公開キー手段とを有し、前記確認する手段が、
(i)前記通信ノードＳの公開キーＥSを用いて暗号化され
た応答メッセージｓｔを伝送する手段と、(ii)メッセー
ジ変数とストリング変数とが与えられた場合に計算結果
を生成しかつ任意の２つのストリング変数に対して同じ
計算結果を生じる可能性が僅かであるような関数Ａｕｔ
ｈにより、メッセージＡｕｔｈ（Ｍ，ｓｔ）を作成する
手段と、(iii)認証メッセージを受信する手段と、(iv)
前記受信された認証メッセージが、前記作成する手段に
おいて作成された認証メッセージＡｕｔｈ（Ｍ，ｓｔ）
に一致することを確認する手段と、を含む通信ノード
Ｒ。 （１２）前記応答メッセージが、ランダムなストリング
である上記（１１に記載の通信ノードＲ。
【００４７】
【発明の効果】本発明は、非順応性の公開キーと専用キ
ーを用いる公開キー暗号システムをメッセージの認証に
おいて利用するような方法及びシステムを提供するの
で、メッセージの認証プロトコルは、非順応性の公開キ
ー暗号システムとともに用いられることにより、盗聴者
や詐称者による不正に対して機密を保持できるような認
証を可能とする。
ーを用いる公開キー暗号システムをメッセージの認証に
おいて利用するような方法及びシステムを提供するの
で、メッセージの認証プロトコルは、非順応性の公開キ
ー暗号システムとともに用いられることにより、盗聴者
や詐称者による不正に対して機密を保持できるような認
証を可能とする。
【図１】２つの通信装置Ｓ及びＲ、並びに詐称する者Ｂ
を示すシステム・ブロック図である。
を示すシステム・ブロック図である。
【図２】本発明による認証シーケンスのためのメッセー
ジ交換を示す流れ図である。
ジ交換を示す流れ図である。
【図３】第三者が送信元から発せられたものでないメッ
セージを認証しようと試みる場合における送信元と受信
元との間の認証シーケンスのためのメッセージ交換を示
す流れ図である。
セージを認証しようと試みる場合における送信元と受信
元との間の認証シーケンスのためのメッセージ交換を示
す流れ図である。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 シメオン・ナオール イスラエル69122、テルアビブ、アパート メント・ファイブ、ベイト・ズビフ ５
Claims (12)
- 【請求項１】通信装置に用いられ、前記通信装置により
受信されるデータ・メッセージを認証する非順応公開キ
ー暗号化方法であって、 前記データ・メッセージを送信した送信元によって送信
された認証要求メッセージに対して応答するステップ
と、 前記ステップは、前記送信元の非順応公開暗号化キーを
用いて暗号化された応答メッセージを送ることを含み、 前記データ・メッセージの関数である認証メッセージと
前記応答メッセージとを受信するステップと、 を有する非順応公開キー暗号化方法。 - 【請求項２】前記応答するステップが、前記応答メッセ
ージとしてランダムなストリングを送ることを含む請求
項１に記載の方法。 - 【請求項３】通信装置に用いられ、前記通信装置により
受信装置へ送られるデータ・メッセージを認証するため
の非順応公開キー暗号化方法であって、 前記受信装置から前記データ・メッセージの認証を要求
する第１のメッセージを送るステップと、 前記通信装置の公開キーを用いて暗号化された応答メッ
セージを、前記受信装置から受信するステップと、 前記応答メッセージを得るべく、前記通信装置の専用解
読キーを用いて前記受信されたメッセージを解読するス
テップと、 前記データ・メッセージ及び前記応答メッセージに関連
する認証メッセージを送信するステップと、 を有する非順応公開キー暗号化方法。 - 【請求項４】通信媒体を介して他の通信ノードとの間で
メッセージを互いに送受信する通信ノードＳにより用い
られる、他の通信ノードの中の特定の１つＲによって受
信されかつ前記通信ノードＲの公開キーＥRを用いて暗
号化されているメッセージＭが、前記通信ノードＳによ
って送られたことを確認するための非順応公開キー方法
であって、 前記通信ノードＳの公開キーＥSを用いて暗号化された
応答メッセージｓｔを、前記通信ノードＲから受信する
ステップと、 前記応答メッセージｓｔを解読するステップと、 メッセージ変数とストリング変数とが与えられた場合に
計算結果を生成しかつ任意の２つのストリング変数に対
して同じ計算結果を生じる可能性が僅かであるような関
数Ａｕｔｈにより、メッセージＡｕｔｈ（Ｍ，ｓｔ）を
作成するステップと、 前記計算結果Ａｕｔｈ（Ｍ，ｓｔ）を前記通信ノードＲ
へ伝送するステップと、 を有する非順応公開キー方法。 - 【請求項５】通信媒体を介して他の通信ノードとの間で
メッセージを互いに送受信する通信ノードＲにより用い
られる、通信ノードＲによって受信され、前記通信ノー
ドＲの公開キーＥRを用いて暗号化されかつ他の通信ノ
ードの１つＳである送信元の身元を示すメッセージＭ
が、前記通信ノードＳによって送られたことを確認する
ための非順応公開キー方法であって、 前記通信ノードＳの公開キーＥSを用いて暗号化された
応答メッセージｓｔを伝送するステップと、 メッセージ変数とストリング変数とが与えられた場合に
計算結果を生成しかつ任意の２つのストリング変数に対
して同じ計算結果を生じる可能性が僅かであるような関
数Ａｕｔｈにより、メッセージＡｕｔｈ（Ｍ，ｓｔ）を
作成するステップと、 認証メッセージを受信するステップと、 前記受信された認証メッセージが、前記作成ステップに
おいて作成された認証メッセージＡｕｔｈ（Ｍ，ｓｔ）
に一致することを確認するステップと、を有する非順応
公開キー方法。 - 【請求項６】前記応答メッセージｓｔが、ランダムなス
トリングである請求項５に記載の方法。 - 【請求項７】通信装置によって受信されるデータ・メッ
セージの認証のために非順応公開キー暗号化を利用する
前記通信装置において、 前記データ・メッセージを送信した送信元によって送信
された認証要求メッセージに対して応答する手段と、 前記手段は、前記送信元の非順応公開暗号化キーを用い
て暗号化された応答メッセージを送ることを含み、 前記データ・メッセージの関数である認証メッセージと
前記応答メッセージとを受信する手段と、 を有する通信装置。 - 【請求項８】前記応答する手段が、前記応答メッセージ
としてランダムなストリングを送る手段を含む請求項７
に記載の通信装置。 - 【請求項９】通信装置により受信装置へ送られるデータ
・メッセージの認証のために非順応公開キー暗号化方法
を利用する前記通信装置において、 前記受信装置から前記データ・メッセージの認証を要求
する第１のメッセージを送る手段と、 前記通信装置の公開キーを用いて暗号化された応答メッ
セージを、前記受信装置から受信する手段と、 前記応答メッセージを得るべく、前記通信装置の専用解
読キーを用いて前記受信されたメッセージを解読する手
段と、 前記データ・メッセージ及び前記応答メッセージに関連
する認証メッセージを送信する手段と、 を有する通信装置。 - 【請求項１０】通信ノードＳにおいて、 通信媒体を介して他の通信ノードとの間でメッセージを
送受信する手段と、 他の通信ノードの中の特定の１つの通信ノードＲによっ
て受信されかつ前記通信ノードＲの公開キーＥRを用い
て暗号化されているメッセージＭが、前記通信ノードＳ
によって送られたことを確認する非順応公開キー手段と
を有し、 前記確認する手段が、 (i)前記通信ノードＲから、前記通信ノードＳの公開キ
ーＥSを用いて暗号化された応答メッセージｓｔを受信
する手段と、 (ii)前記応答メッセージｓｔを解読する手段と、 (iii)メッセージ変数とストリング変数とが与えられた
場合に計算結果を生成しかつ任意の２つのストリング変
数に対して同じ計算結果を生じる可能性が僅かであるよ
うな関数Ａｕｔｈにより、メッセージＡｕｔｈ（Ｍ，ｓ
ｔ）を作成する手段と、 (iv)前記計算結果Ａｕｔｈ（Ｍ，ｓｔ）を前記通信ノー
ドＲへ伝送する手段と、 を含む通信ノードＳ。 - 【請求項１１】通信ノードＲにおいて、 通信媒体を介して他の通信ノードとの間でメッセージを
送受信する手段と、 通信ノードＲによって受信され、前記通信ノードＲの公
開キーＥRを用いて暗号化されかつ他の通信ノードの１
つの通信ノードＳである送信元の身元を示すメッセージ
Ｍが、前記通信ノードＳによって送られたことを確認す
る非順応公開キー手段とを有し、 前記確認する手段が、 (i)前記通信ノードＳの公開キーＥSを用いて暗号化され
た応答メッセージｓｔを伝送する手段と、 (ii)メッセージ変数とストリング変数とが与えられた場
合に計算結果を生成しかつ任意の２つのストリング変数
に対して同じ計算結果を生じる可能性が僅かであるよう
な関数Ａｕｔｈにより、メッセージＡｕｔｈ（Ｍ，ｓ
ｔ）を作成する手段と、 (iii)認証メッセージを受信する手段と、 (iv)前記受信された認証メッセージが、前記作成する手
段において作成された認証メッセージＡｕｔｈ（Ｍ，ｓ
ｔ）に一致することを確認する手段と、 を含む通信ノードＲ。 - 【請求項１２】前記応答メッセージが、ランダムなスト
リングである請求項１１に記載の通信ノードＲ。
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| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US175024 | 1988-03-30 | ||
| US08/175,024 US5539826A (en) | 1993-12-29 | 1993-12-29 | Method for message authentication from non-malleable crypto systems |
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|---|---|
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|---|---|---|---|
| JP28469794A Expired - Fee Related JP3504988B2 (ja) | 1993-12-29 | 1994-11-18 | 非順応暗号システムによりメッセージ認証を行う通信ノード |
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| EP (1) | EP0661845B1 (ja) |
| JP (1) | JP3504988B2 (ja) |
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