JPH07235922A - 照合器により少なくとも一の証明器を認証するシステム - Google Patents

照合器により少なくとも一の証明器を認証するシステム

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Abstract

(57)【要約】 【目的】 本発明は、照合器による証明器の高速の確認
と、適当な大きさの公開及び秘密鍵の使用とを可能にさ
せる新規の認証方法の提供を目的とする。 【構成】 本発明の認証方法は、照合器によって少なく
とも一の証明器を認証し、その認証は秘密及び公開鍵を
使用する暗号化技術に基づき、知識なし型プロトコルを
利用する。その上、上記プロトコルはは条件付き線形方
程式を使用して確定される。本発明は暗号化に応用でき
る。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、少なくとも一の確認装
置を照合装置によって認証し、認証には条件付き線形方
程式（ＣＬＥ）の問題に基づく知識なし型プロトコルを
利用する新規の方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】ＣＬＥ問題とは、素数ｄを法としたある
数の線形方程式を満たし、その上、特定の集合Ｘの要素
である値を見つけることである。本発明は、特に、所謂
「プロテクトされた」又は「秘密」通信に適用し、ここ
で、２台の装置、即ち、確認装置（従来は証明器(prove
r)と呼ばれる）と照合装置（従来は照合器(verifier)と
呼ばれる）は、その機密性が不確実であるチャネル間の
データを交換する。かかる状況では、相互認識の手段を
有すること、換言すれば、利用者がデータ又はサービス
にアクセスする前に照合器に利用者の身元を認識させる
ことが不可避である。上記のようなプロテクトされた通
信を必要とする状況は多数ある。その好例は、金融取引
を伝える銀行のコンピュータ、自動銀行券払出し機、有
料テレビジョンデコーダ、及び公衆電話機である。
【０００３】上記の応用に対し通常使用される認証シス
テムは、秘密鍵の暗号化方法に基づいている。従来で
は、上記の方法が最も簡単に利用可能な技術である。こ
の場合、一般的に、コンピュータ化したカードである証
明器、カード読み取り器のような照合器、デコーダ又は
公衆電話機は、同一の秘密鍵を共有する。確認は対称ア
ルゴリズム又は一方向に機能する関数によって行われ
る。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】上記の方法の欠点は、
２台の装置（証明器と照合器）が相互に協働し、かつ、
秘密的である必要のあることである。例えば、偽造者
は、秘密鍵が通信線の両端で証明器と照合器の両方に存
在するので、その内部動作を理解し高性能の装置を製造
するため照合装置を手に入れ分析する。
【０００５】従来の方法の欠点を解決するのに使用され
る周知の方法において、現時点では知識なし型プロトコ
ルが最高の機密性のレベルを提供していることは周知で
ある。かかる知識なし型プロトコルは、照合器での取扱
の回数に制限の無い場合、及び、この照合器自体を完全
に分析する場合でさえ、この装置を再製するのには十分
ではない点に機能的な特徴がある。知識なし型の証明
は、特に、フィアット他による米国特許第４ ７４８
６６８号明細書、及び、シャミル他による米国特許Ａ第
４ ９３２ ０５６号明細書に説明されている。後者の
特許には、置換されたカーネル問題に基づき「ＰＫＰ」
という名前で周知の認証システムが説明されている。
【０００６】本発明はシンドロームデコーディング(syn
drome decoding) の問題に基づく新規の認証システムを
開発した。この問題は、ＣＲＹＰＴＯ９３学術講演会
（「コンピュータサイエンスの講義ノート」に刊行予定
の予稿集）で発表されたジャキューズ スターンの「シ
ンドロームデコーディングに基づく新規の確認システ
ム」という論文に記載されている。上記の種々の方法の
欠点は、証明器と照合器の間の情報交換がかなり遅い点
である。その上、上記の方法に利用される公開又は秘密
鍵は、一般的に、非常に膨大な数のビットを使用して符
号化され、かなりの処理能力とメモリ容量とを必要とす
る。
【０００７】従って、本発明の目的は、照合器による証
明器の高速の確認と、適当な大きさの公開及び秘密鍵の
使用とを可能にさせる新規の認証方法を提供し、上記の
欠点を解決することである。
【０００８】
【課題を解決するための手段】本発明の方法は、秘密及
び公開鍵を使用する暗号化技術に基づく照合器によって
少なくとも一の証明器を認証し、認証は知識なし型プロ
トコルを用いて実現され、ここで、公開鍵は条件付き線
形方程式で確定する。
【０００９】本発明の方法は： − 証明器と照合器の対話を可能にさせ、その座標が特
定の集合Ｘから選択される次数ｎの少なくとも一のベク
トルＳからなる秘密鍵と、その係数が０乃至ｄ−１の整
数値からランダムに選択され、ｄは数値ｃの平方に近い
素数である次数ｍ×ｎの行列Ｍと、ｇは集合Ｘと整数の
集合（１，２，．．．ｄ−１）の部分群Ｇにより定まる
関数であり、ｘがｇ（ｘ）とＸの要素ｋ（ｘ）の積とし
て一意に表わされるようにＧの要素ｇ（ｘ）をベクトル
Ｐの各座標ｘに関連させるＰ＝ｇ（Ｍ（Ｓ））のような
少なくとも一のベクトルＰとからなる公開鍵を確定し、 − 上記証明器は上記照合器により生成される１以上の
ランダムな数値を受け、次いで、暗号化ハッシュ関数を
Ｓ、Ｍ及び上記ランダムな数値の関数であるパラメータ
に適用することにより得られるコミットメントを上記照
合器に戻し、 − 上記照合器により選択された上記ランダムな数値に
依存して、上記照合器は、上記受けられた値と上記公開
鍵とを使用して、上記コミットメントが正しいかどうか
を検査し、 − 必要とされる機密性のレベルに依存して上記動作を
数回繰り返す段階からなる。
【００１０】認証システムにおいて、全ての利用者に共
通であるランダムに構成されたｍ×ｎの行列Ｍが使用さ
れる。各利用者は、その座標が特定の集合Ｘから選択さ
れるｎビット語の秘密鍵Ｓを受ける。かかる集合Ｘはｃ
個の要素からなり、１乃至ｄ−１の全ての整数はＧの要
素とＸの要素の積として一意的に表わされる。上記の例
の場合、システムはＰ＝ｇ（Ｍ（Ｓ））となるような公
開鍵Ｐを計算する。
【００１１】その上、確認処理は主としてコミットメン
トの技術的概念に基づいている。Ｕが２進の要素の系列
である場合に、Ｕに対するコミットメントは所定の暗号
化ハッシュ関数により生成されるＵの写像である。上記
コミットメントは一方向の関数として使用され、換言す
れば、それが構築された元の系列を公表することにより
解読される。ハッシュ関数自体は、例えば、Ｒ．リベス
トによりＣＲＹＰＴＯ９０会議（ＣＲＹＰＴＯ ９０
予稿集、「コンピュータサイエンスの講義ノート」集の
ページ３０３−３１１）で説明された「ＭＤ４」法を使
用して得ることができる。「ＭＤ５」という呼ばれる上
記方法の変形、又は、アメリカ標準規格ＳＨＡ（機密性
ハッシュ標準規格、連邦情報処理標準規格公報、１９９
２年１０月３０日）を使用することも可能である。最後
に、ハッシュ関数の代わりに、ハッシュすべきメッセー
ジが鍵、及び／又は、符号化すべき平文の役割を果たす
ＤＥＳ（データ暗号化標準規格）のような暗号化アルゴ
リズムを使用することも可能である。しかし、上記ハッ
シュは、圧縮されたハッシュの結果が好ましくは１２８
ビットであるように繰り返されることが好ましい。
【００１２】上記証明器は更に２進のベクトルを置換す
るために使用されるランダムな順列の発生器を使用す
る。上記発生器はディジタル化された白色雑音源、例え
ば、所謂「エルボー(elbow) 」ゾーンにおける逆向きに
極性化されたダイオードから作ること、或いは、ギュン
ターによる米国特許第４ ８１７ １４７号明細書、又
は、アラゴンによる米国特許第４ ６４９ ４１９号明
細書に記載されるソフトウェア的手法を使用して実現す
ることが可能である。
【００１３】本発明の認証処理の一実施例によれば、全
ての処理に共通の第１の段階において、証明器はその身
元証明、及び／又は、その署名された公開鍵を照合器に
提示し： − ０乃至ｄ−１の整数からなる次数が夫々ｍ及びｎの
２つのベクトルＵ及びＶと、夫々にｍ及びｎ個の要素の
２つの順列ｐ及びｑとをランダムに選択した後に、上記
証明器は： ｈ１＝Ｈ（ｐ，ｑ，ＭＵ＋Ｐ* Ｖ） ｈ２＝Ｈ（Ｕ．ｐ，Ｖ．ｑ） ｈ３＝Ｈ（（Ｕ＋Ｓ）．ｐ，（Ｖ−Ｔ）．ｑ） 〔式中、Ｐ* Ｖは、ｄを法としてベクトルＰ及びＱの成
分の項と項の積を表わし、Ｔは、上記証明器によりＳの
関数として計算し得るか、又は、上記証明器のメモリの
物理的にアクセス不可能の部分に格納し得るベクトルｋ
（Ｍ（Ｓ））を表わす〕で表わされるハッシュ関数Ｈに
より生成される上記コミットメントｈ１、ｈ２及びｈ３
を計算し、上記照合器に送出し； − 上記照合器は０＜ｂ＜４であるような数値“ｂ”を
ランダムに選択し、上記証明器に送出し； − 上記証明器は：ｂ＝１の場合に、ｒはｐ、ｑ、Ｕ及
びＶの値からなり；ｂ＝２の場合に、ｒはｐ、ｑ、及び
ベクトルＵ’＝（Ｕ＋Ｓ）とＶ’＝（Ｖ−Ｔ）からな
り；ｂ＝３の場合に、ｒはベクトルＵ．ｐ、Ｖ．ｑ、
Ｕ”＝（Ｕ＋Ｓ）．ｐ及びＶ”＝（Ｖ−Ｔ）．ｑからな
る；により定められる応答ｒを戻し； − 上記照合器は上記応答ｒを受け：ｂ＝１の場合に、
上記受けられた要素（ｐ，ｑ，Ｕ及びＶ）から、上記応
答が正しい場合に： ｈ１＝Ｈ（ｐ，ｑ，ＭＵ＋Ｐ* Ｖ） ｈ２＝Ｈ（Ｕ．ｐ，Ｖ．ｑ） である必要のあるＭＵ＋Ｐ* Ｖ、Ｕ．ｐ、及びＶ．ｑの
値を計算し；ｂ＝２の場合に、上記受けられた要素
（ｐ，ｑと、ベクトルＵ’及びＶ’）から、上記応答が
正しい場合に： ｈ１＝Ｈ（ｐ，ｑ，ＭＵ’＋Ｐ* Ｖ’） ｈ３＝Ｈ（Ｕ’．ｐ，Ｖ’．ｑ） である必要のあるＭＵ’＋Ｐ* Ｖ’、Ｕ’．ｐ、及び
Ｖ’．ｑの値を計算し；ｂ＝３の場合に、以下の式： ｈ２＝Ｈ（Ｕ．ｐ，Ｖ．ｑ） ｈ３＝Ｈ（Ｕ”，Ｖ”） が真であるかどうかを照合し、２つのベクトルＵ”−
Ｕ．ｐ及びＶ”−Ｖ．ｑを計算し、Ｘの要素だけから構
成されるかどうかを検査する。
【００１４】本発明の認証処理の他の好ましい実施例に
おいて、全ての処理に共通の第１の段階において、証明
器はその身元証明及び／又はその署名された公開鍵を照
合器に提示し： − ０乃至ｄ−１の整数からなる次数が夫々にｍ及びｎ
の２つのベクトルＵ及びＶと、夫々にｍ及びｎ個の要素
の２つの順列ｐ及びｑとをランダムに選択した後に、上
記証明器は： ｈ１＝Ｈ（ｐ，ｑ，ＭＵ＋Ｐ* Ｖ） ｈ２＝Ｈ（Ｕ．ｐ，Ｖ．ｑ） 〔式中、Ｐ* Ｖは、ｄを法としてベクトルＰ及びＱの成
分の項と項の積を表わす〕で表わされるハッシュ関数Ｈ
により生成される上記コミットメントｈ１及びｈ２を計
算し、上記照合器に送出し、 − 上記照合器は０乃至ｄ−１から数値“ａ”をランダ
ムに選択し、上記証明器に送出し、 − 上記証明器は： Ｙ＝（ａＳ＋Ｕ）．ｐ Ｚ＝（ａＴ−Ｖ）．ｑ 〔式中、Ｔは、上記証明器によりＳの関数として計算し
得るか、又は、上記証明器のメモリの物理的にアクセス
不可能の部分に格納し得るベクトルｋ（Ｍ（Ｓ））であ
る〕で表わされるベクトルを計算し、上記照合器に送出
し、 − 上記総合器はビット“ｂ”（＝０又は１）をランダ
ムに選択し、上記証明器に送出し、 − 上記証明器は：ｂ＝０の場合に、応答ｒは値ｐ及び
ｑからなり；ｂ＝１の場合に、ｒはベクトルＵ’＝Ｓ．
ｐ及びＶ’＝Ｔ．ｑからなる；により定められる応答ｒ
を戻し、 − 上記照合器は上記応答ｒを受け：ｂ＝０の場合に、
上記受けられた要素（ｐ，ｑ）から（Ｙ’）．ｐ＝Ｙ及
び（Ｚ’）．ｑ＝ＺであるようなベクトルＹ’及びＺ’
を計算し、次いで、上記応答が正しい場合に： ｈ１＝Ｈ（ｐ，ｑ，Ｍ（Ｙ’）−Ｐ* Ｚ’） である必要のあるベクトルＭ（Ｙ’）−Ｐ* Ｚ’を計算
し；ｂ＝１の場合に、上記応答が正しい場合に： ｈ２＝Ｈ（Ｙ−ａＵ’，ａＶ’−Ｚ） である必要のあるベクトルＹ−ａＵ’及びａＶ’−Ｚを
計算し、ベクトルＵ’及びＶ’がＸの要素だけを含むか
どうかを検査する。
【００１５】
【実施例】本発明の他の特徴及び利点は、添付図面を参
照して、その例に限定されることのない以下の２つの好
ましい実施例の説明により明らかになる。本発明は知識
なし型プロトコルを使用する新規な認証システムに係
る。かかる例において、処理の機密性は条件付き線形方
程式（ＣＬＥ）の問題に基づいている。ＣＬＥ問題は素
数ｄを法として所定の数の線形方程式を充足し、かつ、
所定の集合Ｘの要素であるｎ個の値を見つけることから
なる。変数の数が多い場合に、この問題は、周知の計算
手段を用いて解くことが極めて困難である。ここに説明
するシステムは、事実上、ｎ＋ｍ個の変数を有するｍ個
の方程式の例に対応し、現在のコンピュータの能力を遙
に上回る例である。
【００１６】本発明による認証システムを実現するため
に、認証者は、その次数がｍ×ｎ、好ましくは、ｍ＝ｎ
である行列Ｍを選択し公開する。この行列は０乃至ｄ−
１の整数からランダムに選択された係数からなり、ここ
で、ｄは一般的に数値ｃの平方に近い素数である。好ま
しくは、ｄ＝２５７、即ち、ｄは（１６×１６）＋１に
一致する。さらに、認証者は、その座標が集合Ｘからラ
ンダムに選択される次数ｎのベクトルＳの集合を選択す
る。集合Ｘは、ｄを法として数値の順次の巾乗の系列か
ら形成される乗法群として周知の集合Ｇの関数として定
められ、上記集合は集合Ｇの要素の数がｃであるように
選択される。上記の例において、同様に、ｃ個の要素か
ら形成される集合Ｘが存在し、１乃至ｄ−１の全ての整
数は集合Ｇの要素と、集合Ｘの要素の積として一意に定
められる。従って、１乃至ｄ−１の整数の一意的な分解
に含まれるＧの要素をｇ（Ｕ）で表わし、対応するＸの
要素をｋ（Ｕ）で表わす。Ｕが１乃至ｄ−１の整数から
なるベクトルである場合に、ｇ（Ｕ）はＧによるＵの座
標の写像から構成される。ｋ（Ｕ）も同様に定められ
る。
【００１７】上記の方法で定められる秘密鍵は種々の証
明器に配付される。その上、ベクトルＰ＝ｇ（Ｍ
（Ｓ））により構成される全ての公開鍵は公開される。
本発明の構成において、かかる公開鍵は少数のバイトを
使用して符号化され、同様に、秘密鍵はＧ及びＸの要素
のテーブルを使用して符号化される。かくして、ｄ＝２
５７かつｍ＝ｎ＝２０である場合に、１０バイトの鍵が
得られ、この点で本発明の処理は他の周知の知識なし型
プロトコルよりも優れている。
【００１８】以下に本発明による認証システムに特有の
２つの実施例を説明する。第１の実施例を認証を行うた
めに証明器と照合器との間で使用される通信プロトコル
を概略的に示す図１を参照して説明する。例えば、コン
ピュータ化したカード、或いは、電子的鍵の形をなし得
る証明器は、物理的にアクセス不可能であることが必要
である。例えば、コンピュータ化したカードの場合に、
その内部メモリは読めないことが必要である。一方、照
合器の動作する環境に条件は課されない。その上、証明
器は、次数ｎのベクトルＳ及び次数ｍ×ｎの行列Ｍであ
る秘密鍵Ｓをその不揮発性メモリに含み、一方、照合器
は、ベクトルＰ、又は、署名された鍵Ｐが認可された認
証者により生成されたかどうかを照合するのに充分なデ
ータにより構成される全ての公開鍵をその不揮発性メモ
リに含む。証明器が照合器との通信を望む場合に、２台
の装置は以下のプロトコルを実施する： − 最初に、証明器はその身元証明及び／又はその署名
された公開鍵を照合器に提示し；照合器は上記身元証明
がＰに一致するかどうかを照合し； − 次いで、０乃至ｄ−１の整数からなる次数が夫々に
ｍ及びｎ、好ましくはｍ＝ｎである２つのベクトルＵ及
びＶと、夫々にｍ及びｎ個の要素の２つの順列ｐ及びｑ
とをランダムに選択する。上記証明器は： ｈ１＝Ｈ（ｐ，ｑ，ＭＵ＋Ｐ* Ｖ） ｈ２＝Ｈ（Ｕ．ｐ，Ｖ．ｑ） ｈ３＝Ｈ（（Ｕ＋Ｓ）．ｐ，（Ｖ−Ｔ）．ｑ） 〔式中、Ｐ* Ｖは、ｄを法としてベクトルＰ及びＱの成
分の項と項の積を表わし、Ｔはベクトルｋ（Ｍ（Ｓ））
を表わす〕で表わされるコミットメントを計算し、上記
照合器に送出し； − 上記照合器は０＜ｂ＜４であるようなランダムな数
値“ｂ”を選択し、上記証明器に送出し； − 上記証明器は：ｂ＝１の場合に、ｒはｐ、ｑ、Ｕ及
びＶの値からなり；ｂ＝２の場合に、ｒはｐ、ｑ、及び
ベクトルＵ’＝（Ｕ＋Ｓ）とＶ’＝（Ｖ−Ｔ）とからな
り；ｂ＝３の場合に、ｒはベクトルＵ．ｐ、Ｖ．ｑ、
Ｕ”＝（Ｕ＋Ｓ）．ｐ及びＶ”＝（Ｖ−Ｔ）．ｑからな
る；により定められる応答ｒを上記照合器に送出し； − 上記照合器は上記応答ｒを受け：ｂ＝１の場合に、
上記受けられた要素（ｐ，ｑ，Ｕ及びＶ）から、上記応
答が正しい場合に： ｈ１＝Ｈ（ｐ，ｑ，ＭＵ＋Ｐ* Ｖ） ｈ２＝Ｈ（Ｕ．ｐ，Ｖ．ｑ） である必要のあるＭＵ＋Ｐ* Ｖ、Ｕ．ｐ、及びＶ．ｑの
値を計算し；ｂ＝２の場合に、上記受けられた要素
（ｐ，ｑと、ベクトルＵ’及びＶ’）から、上記応答が
正しい場合に： ｈ１＝Ｈ（ｐ，ｑ，ＭＵ’＋Ｐ* Ｖ’） ｈ３＝Ｈ（Ｕ’．ｐ，Ｖ’．ｑ） である必要のあるＭＵ’＋Ｐ* Ｖ’、Ｕ’．ｐ、及び
Ｖ’．ｑの値を計算し； ｂ＝３の場合に、以下の式： ｈ２＝Ｈ（Ｕ．ｐ，Ｖ．ｑ） ｈ３＝Ｈ（Ｕ”，Ｖ”） が真であるかどうかを照合し、２つのベクトルＵ”−
Ｕ．ｐ及びＶ”−Ｖ．ｑを計算し、Ｘの要素だけから構
成されるかどうかを検査する。
【００１９】上記のテストの全てが成功である場合に、
照合器は認証プロトコルが首尾よく終了したと見なし、
取扱を可能な状態にするためプロテクトされているシス
テムの入出力インタフェースに制御信号を送出し；不成
功である場合には、証明器は拒否される。
【００２０】照合器は、より高いレベルの機密性が必要
とされる場合に、上記の段階をｔ回に亘り繰り返す。上
記の動作は図１に概略的に示され、同図において左側は
証明器により行われる動作を示し、右側は照合器により
行われる操作を示す。
【００２１】以下に図２を参照して本発明の認証システ
ムの他の実施例を説明する。第２の実施例は第１の実施
例よりも多くの計算を必要とするが、プロテクトされた
システムの不法進入の可能性は急激に減少する。第２の
実施例は、図１と同様に表わされた図２に概略的に示さ
れる以下の段階を含む： − 最初に、第１の実施例と同様に、証明器はその身元
証明及び／又はその署名された公開鍵を照合器に提示す
る。 を照合し； − 次いで、０乃至ｄ−１の整数からなる夫々に次数が
ｍ及びｎ（ｍはｎに一致してもよい）の２つのベクトル
Ｕ及びＶと、夫々にｍ及びｎ個の要素の２つのランダム
な順列ｐ及びｑとをランダムに選択する。上記証明器
は： ｈ１＝Ｈ（ｐ，ｑ，ＭＵ＋Ｐ* Ｖ） ｈ２＝Ｈ（Ｕ．ｐ，Ｖ．ｑ） 〔式中、Ｐ* Ｖは、ｄを法としてベクトルＰ及びＱの成
分の項と項の積を表わし、Ｈは暗号化ハッシュ関数を表
わす〕で表わされるコミットメントを計算し、上記照合
器に送出する。 − 上記照合器は０乃至ｄ−１からランダムの数値
“ａ”を選択し、上記証明器に送出する。 − 上記証明器は： Ｙ＝（ａＳ＋Ｕ）．ｐ Ｚ＝（ａＴ−Ｖ）．ｑ 〔式中、Ｔは、上記証明器によりＳの関数として計算し
得るか、又は、上記装置のメモリの物理的にアクセス不
可能の部分に格納し得るベクトルｋ（Ｍ（Ｓ））であ
る〕で表わされるベクトルを計算し、上記照合器に送出
する。 − 上記総合器はビット“ｂ”（＝０又は１）をランダ
ムに選択し、上記証明器に送出し； − 上記証明器は：ｂ＝０の場合に、ｒはｐ及びｑの値
からなり；ｂ＝１の場合に、ｒはベクトルＵ’＝Ｓ．ｐ
及びＶ’＝Ｔ．ｑからなる；により定められる応答ｒを
戻す。 − 上記照合器は上記応答ｒを受け：ｂ＝０の場合に、
上記受けられた要素（ｐ，ｑ）から（Ｙ’）．ｐ＝Ｙ及
び（Ｚ’）．ｑ＝ＺであるようなベクトルＹ’及びＺ’
を計算し、次いで、上記応答が正しい場合に： ｈ１＝Ｈ（ｐ，ｑ，Ｍ（Ｙ’）−Ｐ* Ｚ’） である必要のあるベクトルＭ（Ｙ’）−Ｐ* Ｚ’を計算
し；ｂ＝１の場合に、上記応答が正しい場合に： ｈ２＝Ｈ（Ｙ−ａＵ’，ａＶ’−Ｚ） である必要のあるベクトルＹ−ａＵ’及びａＶ’−Ｚを
計算し、ベクトルＵ’及びＶ’がＸの要素だけを含むか
どうかを検査する。
【００２２】ｂに関するテストが成功である場合に、照
合器は認証プロトコルが首尾よく終了したと見なし、取
扱を可能な状態にするためプロテクトされているシステ
ムの入出力インタフェースに制御信号を送出し；不成功
である場合には、証明器は拒否される。
【００２３】機密性のレベルを高めるために、証明器及
び照合器は、上記の段階をｔ回に亘り繰り返してもよ
く、この例の場合に、認証プロトコルは、全ての回のテ
ストが成功である場合にのみ成功であると見なされる。
好ましくは、ｔは０＜ｔ＜６０であるように選択され
る。上記の第１及び第２の実施例に対し、ｔ＝３５及び
ｔ＝２０の値夫々は、多数の応用において充分な機密性
のレベルを与える。
【００２４】上記の本発明の２つの実施例はその例に限
定されることはなく：本発明の範囲を逸脱することなく
多数の方法で変形することが可能である。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明の認証方法の第１の実施例の説明図であ
る。
【図２】本発明の認証方法の第２の実施例の説明図であ
る。
【符号の説明】
なし

Claims (12)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 秘密鍵及び公開鍵を使用する暗号化技術
    に基づいて照合器により少なくとも一の証明器を認証す
    る方法であり、上記認証は知識なし型プロトコルにより
    実現され、ここで、上記公開鍵は条件付き線形方程式を
    使用して確定される方法。
  2. 【請求項２】 ａ）上記証明器と上記照合器の対話を可
    能にさせ、その座標が一定の集合Ｘから選択される次数
    ｎの少なくとも一のベクトルＳからなる秘密鍵と、その
    係数が０乃至ｄ−１の整数値からランダムに選択され、
    ｄは数値ｃの平方に近い素数である次数ｍ×ｎの行列Ｍ
    と、ｇが集合Ｘと整数の集合（１，２，．．．ｄ−１）
    の部分群Ｇにより定まる関数であり、ｘがｇ（ｘ）とＸ
    の要素ｋ（ｘ）の積として一意に表わされるようにＧの
    要素ｇ（ｘ）をベクトルＰの各座標ｘに関連させるＰ＝
    ｇ（Ｍ（Ｓ））のような少なくとも一のベクトルＰとか
    らなる公開鍵を確定し； ｂ）上記証明器は、上記照合器により生成される１以上
    のランダムな数値を受け、次いで、Ｓ、Ｍ、及び上記ラ
    ンダムな数値の関数であるパラメータに暗号化ハッシュ
    関数を適用することにより得られるコミットメントを上
    記照合器に戻し； ｃ）上記照合器により選択された上記ランダムな数値に
    依存して、上記照合器は、上記受けられた値と上記公開
    鍵とを使用して上記コミットメントが正しいかどうかを
    検査する段階よりなる請求項１記載の方法。
  3. 【請求項３】 上記段階はより高いレベルの機密性を得
    るために多数回に亘り繰り返される請求項１記載の方
    法。
  4. 【請求項４】 上記集合Ｘは、１乃至ｄ−１の全ての整
    数がＧの要素とＸの要素の積として一意的に定められ得
    るようｃ個の要素からなる請求項２記載の方法。
  5. 【請求項５】 上記ランダムな要素は、０乃至ｄ−１の
    整数からなる次数が夫々ｍ及びｎである２つのベクトル
    Ｕ及びＶと、夫々にｍ及びｎ個の要素の２つの順列ｐ及
    びｑとにより構成される請求項２記載の方法。
  6. 【請求項６】 ｍ＝ｎである請求項２記載の方法。
  7. 【請求項７】 ｄ＝２５７かつｎ＝２０である請求項２
    記載の方法。
  8. 【請求項８】 各認証用対話の始めに、証明器はその身
    元証明及び／又はその署名された公開鍵を照合器に提示
    する請求項１記載の方法。
  9. 【請求項９】 上記証明器と上記照合器の対話が確立さ
    れ、ランダムな要素が選択された後に： ａ）上記証明器は： ｈ１＝Ｈ（ｐ，ｑ，ＭＵ＋Ｐ* Ｖ） ｈ２＝Ｈ（Ｕ．ｐ，Ｖ．ｑ） 〔式中、Ｐ* Ｖは、ｄを法としてベクトルＰ及びＱの成
    分の項と項の積を表わす〕で表わされるハッシュ関数Ｈ
    により生成される上記コミットメントｈ１及びｈ２を計
    算し、上記照合器に送出し、 ｂ）上記照合器は０乃至ｄ−１から数値“ａ”をランダ
    ムに選択し、上記証明器に送出し、 ｃ）上記証明器は： Ｙ＝（ａＳ＋Ｕ）．ｐ Ｚ＝（ａＴ−Ｖ）．ｑ 〔式中、Ｔはベクトルｋ（Ｍ（Ｓ））である〕で表わさ
    れるベクトルを計算し、上記照合器に送出し、 ｄ）上記総合器はビット“ｂ”（＝０又は１）をランダ
    ムに選択し、上記証明器に送出し、 ｅ）上記証明器は：ｂ＝０の場合に、応答ｒはｐ及びｑ
    の値からなり；ｂ＝１の場合に、ｒはベクトルＵ’＝
    Ｓ．ｐ及びＶ’＝Ｔ．ｑからなる；により定められる応
    答ｒを戻し、 ｆ）上記照合器は上記応答ｒを受け： ｂ＝０の場合に、上記受けられた要素（ｐ，ｑ）から
    （Ｙ’）．ｐ＝Ｙ及び（Ｚ’）．ｑ＝Ｚであるようなベ
    クトルＹ’及びＺ’を計算し、次いで、上記応答が正し
    い場合に： ｈ１＝Ｈ（ｐ，ｑ，Ｍ（Ｙ’）−Ｐ* Ｚ’） である必要のあるベクトルＭ（Ｙ’）−Ｐ* Ｚ’を計算
    し；ｂ＝１の場合に、上記受けられた要素から上記応答
    が正しい場合に： ｈ２＝Ｈ（Ｙ−ａＵ’，ａＶ’−Ｚ） である必要のあるベクトルＹ−ａＵ’及びａＶ’−Ｚを
    計算し、ベクトルＵ’及びＶ’がＸの要素だけを含むか
    どうかを検査する；段階を有する請求項１記載の方法。
  10. 【請求項１０】 上記証明器と上記照合器の対話が確立
    され、ランダムな要素が選択された後に： ａ）上記証明器は： ｈ１＝Ｈ（ｐ，ｑ，ＭＵ＋Ｐ* Ｖ） ｈ２＝Ｈ（Ｕ．ｐ，Ｖ．ｑ） ｈ３＝Ｈ（（Ｕ＋Ｓ）．ｐ，（Ｖ−Ｔ）．ｑ） 〔式中、Ｐ* Ｖは、ｄを法としてベクトルＰ及びＱの成
    分の項と項の積を表わし、Ｔは、上記証明器によりＳの
    関数として計算し得るか、又は、上記証明器のメモリの
    物理的にアクセス不可能の部分に格納し得るベクトルｋ
    （Ｍ（Ｓ））を表わす〕で表わされるハッシュ関数Ｈに
    より生成される上記コミットメントｈ１、ｈ２及びｈ３
    を計算し、上記照合器に送出し、 ｂ）上記照合器は０＜ｂ＜４であるような数値“ｂ”を
    ランダムに選択し、上記証明器に送出し、 ｃ）上記証明器は：ｂ＝１の場合に、ｒはｐ、ｑ、Ｕ及
    びＶの値からなり；ｂ＝２の場合に、ｒはｐ、ｑ、及び
    ベクトルＵ’＝（Ｕ＋Ｓ）とＶ’＝（Ｖ−Ｔ）からな
    り；ｂ＝３の場合に、ｒはベクトルＵ．ｐ、Ｖ．ｑ、
    Ｕ”＝（Ｕ＋Ｓ）．ｐ及びＶ”＝（Ｖ−Ｔ）．ｑからな
    る；により定められる応答ｒを戻し、 ｆ）上記照合器は上記応答ｒを受け：ｂ＝１の場合に、
    上記受けられた要素（ｐ，ｑ，Ｕ及びＶ）から、上記応
    答が正しい場合に： ｈ１＝Ｈ（ｐ，ｑ，ＭＵ＋Ｐ* Ｖ） ｈ２＝Ｈ（Ｕ．ｐ，Ｖ．ｑ） である必要のあるＭＵ＋Ｐ* Ｖ、Ｕ．ｐ、及びＶ．ｑの
    値を計算し；ｂ＝２の場合に、上記受けられた要素
    （ｐ，ｑと、ベクトルＵ’及びＶ’）から、上記応答が
    正しい場合に： ｈ１＝Ｈ（ｐ，ｑ，ＭＵ’＋Ｐ* Ｖ’） ｈ３＝Ｈ（Ｕ’．ｐ，Ｖ’．ｑ） である必要のあるＭＵ’＋Ｐ* Ｖ’、Ｕ’．ｐ、及び
    Ｖ’．ｑの値を計算し； ｂ＝３の場合に、以下の式： ｈ２＝Ｈ（Ｕ．ｐ，Ｖ．ｑ） ｈ３＝Ｈ（Ｕ”，Ｖ”） が真であるかどうかを照合し、２つのベクトルＵ”−
    Ｕ．ｐ及びＶ”−Ｖ．ｑを計算し、Ｘの要素だけから構
    成されるかどうかを検査する；段階を有する請求項１記
    載の方法。
  11. 【請求項１１】 上記認証の段階はｔ回繰り返され、こ
    こで、ｔは必要とされる機密性のレベルと共に増加し、
    上記照合器は全ての回においてテストが成功する場合に
    だけ上記証明器を認証する請求項９記載の方法。
  12. 【請求項１２】 上記ベクトルｋ（Ｍ（Ｓ））は上記証
    明器によりＳの関数として計算されるか、或いは、上記
    証明器のメモリの物理的にアクセス不可能の部分に格納
    される請求項９記載の方法。
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