JPH0816104A - 分散化した照合子による情報保全検証方法及び装置 - Google Patents

分散化した照合子による情報保全検証方法及び装置

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JPH0816104A
JPH0816104A JP7090530A JP9053095A JPH0816104A JP H0816104 A JPH0816104 A JP H0816104A JP 7090530 A JP7090530 A JP 7090530A JP 9053095 A JP9053095 A JP 9053095A JP H0816104 A JPH0816104 A JP H0816104A
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Abstract

(57)【要約】 【目的】 オリジナル文書が変更されたことを判断する
方法及び装置を提供する。 【構成】 本発明によれば、文書内のオリジナル情報が
一方向ハッシュ関数によりハッシングされる。ハッシュ
化情報は次に複数の照合子断片に符号化され、これらが
複数のロケーションに伝送される。文書のオリジナル性
を検証するために、最小数の照合子断片が復号化され、
仮の真正文書が一方向ハッシュ関数によりハッシングさ
れる。後者のハッシング結果が最小数の照合子断片の復
号化の結果と等しいと、仮の文書が真正文書として受諾
される。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、コンピュータに記憶さ
れるまたはネットワークを通じて伝送されるオリジナル
文書の保全性を検証する方法及び装置に関し、特に、オ
リジナル文書が変更されたかどうかを判断する方法及び
装置に関する。
【０００２】
【従来の技術】コンピュータに記憶される（または伝送
される）情報は、例えばデータが不許可の（悪質な）パ
ーティにより変更されうるなど、保全性侵害に晒され
る。多くの場合、こうした侵害は悲惨な結果をもたら
す。こうした侵害には、プログラムまたは実行コードの
悪質な変更（こうした変更は通常"コンピュータ・ウィ
ルス"と呼ばれる）、行政、財政、司法、及び医療関係
の情報などの慎重を要するデータの変更、ユーザ・パス
ワードまたはパブリック・キーなどの機密情報及び個人
ユーザ情報の変更などが含まれる。
【０００３】保全性検証方法は数年に渡り、物理的、非
悪質なエラーに関して研究されてきた（文献［７］A．
S．Tanenbaumによる"Computer Networks"、Prentice-Ha
ll、Englewood Cliffs、NJ、１９８１年参照）。この場
合には、敵は特定の保護方法には順応しないランダムま
たは確率的なプロセスである。しかしながら、知能的及
び悪質な敵の場合には保護はより困難となる。なぜな
ら、この敵は特定の保護方法を克服するべく、その振舞
いを適応させるからである。後者のケースでは、こうし
た敵に対して保護するために暗号化手段が要求される。
確かに暗号化は検出されることなく敵が情報を変更でき
ないように、情報を照合子化（fingerprint）する多く
の手法を生み出した。これらの方法は、（必要な照合子
を生成する）情報所有者の敵に対する特定の"優位性"に
頼るものであり、この優位性は通常、情報の正当な所有
者またはユーザには知れるが、敵には知られない特定の
秘密キーの形式を取る（文献［９］G．J．Simmonsによ
る"A Survey of Infomation Authentication"。Gustavo
s J．Simmons編集"Contemporary Cryptology、The Scie
nce of Infomation"、IEEE Press、１９９２年、pp．37
9-419参照）。
【０００４】これらの照合子化方法は様々な状況におい
て有効であるが、一方において達成が困難である。これ
らの方法の一般的適用の主な障害は、潜在的なユーザの
間でどのように機密情報を共用するかである。特に、要
求される機密情報がこれらのユーザの間で共用される場
合、彼らの誰かが情報を変更する能力を有する悪質な敵
となる可能性がありうる。正当なユーザまたはコンピュ
ータがその所有者の個人的な興味、または外部の敵によ
る攻撃または侵入により、改悪されることがありうる。
この問題に対する部分的な解決は、機密の共用を要求し
ないパブリックキー暗号法により提供される（文献
［１］J．Nechvatalによる"Public Key Cryptograph
y"。G．Simmons編集"Contemporary Cryptology"、IEEE
Press １９９２年。参照）が、これは保全性検証のため
に、異なるユーザに対応する異なる機密（個人キー）
と、システム内の他のエンティティのパブリックキーの
認可とを要求し、通常、信頼のおける第３者が必要とな
る。更にこれはタイム・スタンプ機構、発信元情報の知
識及び高価なオペレーションの計算（例えば、ベキ乗法
モジュロ大数（exponentiation modulo large numbe
r））を要求する。
【０００５】（保全性検証とは反対に）ファイル保全性
保護のための方法も、従来提案されてきた。簡単な解決
策は、システム内の多くの地点でファイルを複製するこ
とである（例えば各プロセッサに対して１つのコピ
ー）。これを回復するためには、単に全てのバージョン
を収集し、ほとんどの場合に現れるバージョンを選択す
ればよい。大多数の正直な参加者にとって、これは情報
の使用可能性を保証する。明らかに、この解決法は空間
及び通信の観点から非常に非効率的である。故障停止障
害（fail-stop faults）が許容される（すなわち幾つか
のプロセッサがそれらの情報の断片を返却し損ね、返却
された断片情報は常に変更されていない）状況におい
て、この問題を軽減するために、Rabinは独自の情報分
散アルゴリズム（Infomation Dispersal Algorithm）を
発明した（文献［５］M．O．Rabinによる"Efficient Di
spersal of infomation for Security、Load Balancin
g、and Fault Tolerance"、Jour．of ACM、Vol．36、N
o．2、１９８９年、pp335-348参照）。この方法は障害
の故障停止モデルに関する上記問題に対して、空間効率
のよい解決策を提供する。より一般的な障害に対する有
効性を得るために、Rabinは情報の分散共用を照合子化
することを提案した。しかしながら、従来の照合子化技
術は、秘密キーもしくは信頼ある中央権限（sentral au
thority）、またはそれらの両者を必要とし、情報のア
クセス性に対する制限及びシステムにとって好ましくな
い複雑化を招いた。
【０００６】Li Gongは、情報の分散及びハッシング（h
ashing）を用いて機密を共用する方法を提案している
（文献［８］L．Gongによる"Increasing Availability
and Security of an Authentication Service"、IEEE J
ournal on Selected Areas inCommunications、Vol．1
1、No．5、１９９３年６月、pp．657-662参照）。しか
しながら、Gongは真正の文書をハッシングすることを教
示していない。Gongによれば、情報のシェア（share）
が生成され、それらのシェアの各々が真正の文書以上の
サイズを有する。これらのシェアは次にハッシングさ
れ、複数のロケーションに内密に分散される。Gongの目
的は、文書が実際に変更されたかどうかの検証ではな
く、真正の文書の回復及び機密保護であるので、Gongは
非常に多くの計算、機密保護及び高帯域幅を要求する。
【０００７】
【発明が解決しようとする課題】本発明は、コンピュー
タ・ウィルスの存在の検出に有用な情報の保全性検証の
ための方法を提供し、公衆または私用の記憶装置に内在
したり、通信ネットワーク上で伝送される情報の信頼性
（authenticity）を検証し、また異なるプロセッサまた
はサーバから受信された情報の再構成の正当性をテスト
したりする。本発明は機密保護を必要としない。本発明
によれば、真正の文書を検出されることなく変更するた
めには、攻撃側（attacker）は、複数のロケーションに
存在する情報またはコンピュータ・システムのエンティ
ティを、同時に変更可能でなければならない。
【０００８】
【課題を解決するための手段】従って、本発明は真正の
文書の保全性を検証する方法及び装置を提供する。将来
の検証のために文書を初期化するとき、真正文書内のオ
リジナル情報が一方向暗号化ハッシュ関数（one-way cr
yptographic hash function）を用いて照合子にハッシ
ングされ、次に照合子が複数の照合子の断片に符号化さ
れ、最後に各照合子の断片が複数のロケーションに分散
される。オリジナル文書と称され、テスト情報を有する
テスト文書が検証されるとき、オリジナルの照合子の断
片と称される所定最小数のテスト照合子断片が、第１の
テスト照合子に復号化され、テスト文書内のテスト情報
が一方向ハッシュ関数を用いて第２の照合子にハッシン
グされ、最後に、第１のテスト照合子が第２のテスト照
合子と比較され、第１のテスト照合子と第２のテスト照
合子が等しいと、テスト文書は真正の文書として受諾さ
れる。
【０００９】本発明の背後にある仮定は、敵は断片が配
置される全てのロケーションを読出すことが可能である
が、それらのフラクション（例えば少数）だけを変更す
ることができるものとする。この仮定は多くのケースで
当てはまるものである。こうしたロケーションの例に、
別々のメモリ・ディスク、敵に対してハードウェア手段
またはソフトウェア手段により（部分的に）保護される
メモリ・ロケーション、１つまたは複数のプロセッサの
レジスタ、分散環境または並列環境内の異なるプロセッ
サ、ユーザまたはサーバのグループ、コンピュータ・プ
ログラムまたはソフトウェア・パッケージのデータ領域
及び実行可能コードなどが含まれる。サーバは、ワーク
ステーションまたはメインフレームなどの任意のコンピ
ュータまたはプロセッサである。一般に特定の実施例に
おけるロケーションの選択は、保護される情報の種類
（例えば、記憶ファイル、コンピュータ・プログラム、
実行可能コード、伝送メッセージなど）、情報をアクセ
スする必要のある対象（例えば、シングルユーザまたは
マルチユーザ環境）、コンピュータ環境（例えば、集中
化、分散または並列プロセッサ、クライアント−サーバ
環境、通信ネットワークなど）、記憶媒体（メモリ階
層、単一または複数ディスク、共用メモリまたは分散メ
モリ、送信メッセージまたはファイルなど）、コンピュ
ータ・システムの異なる部分間の信頼関係（例えば、管
理サーバは一般ユーザ・コンピュータよりも高い信頼性
を有する）などに依存する。本発明はこれらの全ての状
況において適用可能な解決策を提供する。説明の都合
上、次に述べる例について考えることにする。
【００１０】企業の本社のコンピュータ内に存在するフ
ァイルの場合：この場合、照合子断片のためのロケーシ
ョンとして、この企業の地理的に離れてはいるが、コン
ピュータ・ネットワークを介して通信可能な異なる地点
のコンピュータを選択することができる。攻撃側がオリ
ジナル・ファイルと、他のほとんどの照合子断片（距離
的に離れて配置される）の両方を改悪するのは困難であ
ると考えるのが妥当と言えよう。 パーティＡからパーティＢに伝送されるメッセージの場
合：ＡとＢとの間の回線に居座る敵は、メッセージ内の
情報を変更することができる。本発明はメッセージだけ
でなく、照合子の断片を送信するためにも使用できる。
これらの断片が主情報とは異なって経路指定されれば、
検出されることなく情報を変更する敵の能力は、多大に
低減される（敵がオリジナル・メッセージだけでなく、
大多数の照合子断片を変更することが要求されるの
で）。本方法は、機密または認証された情報を以前に交
換したことのないＡとＢとの間でも、良好に作用する。
メッセージ確認のための全ての既存の方法は、ＡとＢと
の間でのこうした従来の通信を要求する。 ソフトウェア・パッケージ（例えば、コンピュータ・プ
ログラムの集合）の場合：これらのプログラムでは、そ
の情報（データまたは実行可能コード）が検出されるこ
となく変更されると（例えばウィルスによる）、危険な
結果を生じうる。慎重を要する情報に対して分散照合子
を使用することにより、これらの変更に対する防御が可
能である。すなわち、この場合、照合子の断片がソフト
ウェア・パッケージのオブジェクト・コード間の異なる
（ランダムな）位置に配置される。敵すなわちウィルス
が検出されないようにする唯一の方法は、これらのほと
んどのロケーションをアクセスし、それらを変更するこ
とである。
【００１１】本方法の高い柔軟性は、その機密性の無い
性質、及び結果的な秘密キー及び機密性管理の不要性に
由来する。更に暗号化される照合子のサイズは、敵に対
して要求される機密のレベル（すなわちこの敵の計算資
源）にだけ依存し、照合子化されるオリジナル情報の長
さには依存しない。従って、異なるメモリ・ロケーショ
ンまたはコンピュータ・エンティティに分散される情報
の量は小さい。これは、情報全体を分散または複製する
ことにより保護を提供する方法とは対照的である。
【００１２】
【実施例】図１は、本発明が実施される単純なネットワ
ーク・トポロジを示す。図中、ユーザ端末１０、及びそ
れぞれがロケーションｌ1、ｌ2、．．．、ｌnに配置さ
れる複数のサーバ２０が示される。後述されるように、
本発明は２つのフェーズ、すなわち照合子化または初期
化フェーズと検証フェーズとを有する。
【００１３】照合子化または初期化フェーズでは、端末
１０は真正の文書Ｉを関数ｆにより照合子にハッシング
する。次に端末１０のエンコーダ４（図３参照）が、照
合子を照合子断片Ｓ1、Ｓ2、．．．、Ｓnに符号化す
る。これらの照合子断片は次に、図１に示されるよう
に、端末１０からロケーションｌ1乃至ｌnに分散され
る。
【００１４】図２は、本発明の検証フェーズを図式的に
表す。この図では、端末１０'（端末１０と同じであっ
ても異なってもよい）が、ｘ個（ｔ≦ｘ≦ｎ）の照合子
断片をロケーションｌ1、ｌ2、．．．、ｌxから受信す
る。ここでパラメータｔについては後述する。
【００１５】ロケーションｌ1、ｌ2、．．．、ｌxは説
明の都合上選択されただけであって、実際には任意のｘ
ロケーションを選択可能である。更にこの図では、仮の
オリジナル文書Ｉ'がロケーションｌ3から受信されるよ
うに示される。後述されるように、受信された照合子断
片は、次に第１のテスト照合子に復号化される。一方向
ハッシュ関数が次に仮の真正文書Ｉ'に適用され、第２
の照合子が生成される。２つのテスト照合子が比較さ
れ、これらの２つが等しいと、仮の真正文書が真の真正
文書として受諾される。
【００１６】再度図１を参照して、ここでＩをユーザ端
末１０のメモリなどのコンピュータ記憶環境内に存在す
る情報または真正文書のストリームとする。本発明で
は、この情報を後の保全性検証のために照合子化するた
めに、照合子化関数ｆ、１対の符号化／復号化関数Ｃ及
びＤ、及び後の検証時に検索される（短い）断片情報を
記憶するコンピュータ・システム内のｎロケーション
（またはエンティティ）ｌ1、．．．、ｌnを使用する。
これらのロケーションはメモリ・ロケーション、分散プ
ロセッサ、一連のサーバまたはユーザ・グループなどに
相当する（図２参照）。
【００１７】照合子化関数ｆは通常、情報の生成または
検証に関わるシステム内の全てのパーティにより知られ
る暗号化一方向ハッシュ関数である。大ざっぱに言え
ば、こうした照合子化関数ｆは任意のストリングｘに対
して、ｆ（ｘ）＝ｆ（ｙ）なる別のストリングを見い出
すことが困難な追加特性を有するハッシュ関数（長いス
トリングを短いストリングにマッピングする）である。
【００１８】１対の符号化／復号化関数（またはプロシ
ージャ）Ｃ及びＤは、次の特性を有する。これらは３つ
の値すなわちｎ、ｔ及びｋによりパラメータ化される。
ここで、ｎ／２＜ｔ≦ｎであり、ｋは正の整数である。
高々ｋの長さの任意のストリングＳに対して、Ｃ（Ｓ）
はｎ個のストリングＳ1、Ｓ2、．．．、Ｓnのシーケン
スであり、また復号化関数Ｄは、Ｓ'ij＝Ｓijなる少な
くともｔ個の指標ｉjが存在すれば、ｘ（ｔ≦ｘ≦ｎ）
個のストリングＳ'i1、Ｓ'i2、．．．、Ｓ'inの任意の
セットからＳを再構成することができる。この機能対
（Ｃ、Ｄ）は（ｎ、ｔ）誤り訂正コードと呼ばれる。境
界ｋは暗黙的に仮定されるが、ｋよりも長い情報は長さ
ｋの断片の連結として処理され、別々に符号化されるた
めに、ここでの説明にはあまり関係しない。
【００１９】照合子化フェーズ：ユーザ端末１０に記憶
される以前に、Ｉ（真正文書）は次のステップ（Ｆ１、
Ｆ２及びＦ３）により照合子化される。 Ｆ１．ｆ（Ｉ）を計算する。ここでｆは上述の一方向ハ
ッシュ関数である。例えば図３において、ハッシャ（ha
sher）２は公式ｆ（Ｉ）に従いファイルＩをハッシング
する。 Ｆ２．Ｃ（ｆ（Ｉ））＝Ｓ1、Ｓ2、．．．、Ｓnを計算
する。例えば図３では、これに対応してエンコーダが示
される。 Ｆ３．システム内の各ロケーションｌiに、対応する断
片Ｓiを分散する。例えば図３では、ハッシャ及び照合
子化Ｓの出力がエンコーダ４に供給される。照合子断片
Ｓ1、Ｓ2、．．．、Ｓnが、エンコーダの出力４−１、
４−２、．．．、４−ｎ上に現れ、ロケーションｌ1、
ｌ2、．．．、ｌnに配布される（図１参照）。
【００２０】検証フェーズ：後のステージでは、システ
ム内のパーティがその情報の保全性を検証する必要があ
る度に、次のステップＶ１、Ｖ２及びＶ３が実行され
る。 Ｖ１．各ロケーションｌiから対応する照合子断片を検
索する。ここで返却された断片をＳ'iで表す。図２及び
図３を参照すると、Ｓ'1、Ｓ'2、．．．、Ｓ'xがそれぞ
れロケーションｌ1、ｌ2、．．．、ｌxから検索され
る。もちろん、ｎ個の照合子断片の内の任意のｘ個（ｔ
≦ｘ≦ｎ）の照合子断片が検索される。Ｓ'1、
Ｓ'2、．．．、Ｓ'xは説明の都合上選択されただけであ
る。Ｉ'は検索された後に端末１０'に記憶されるものと
する。 Ｖ２．Ｄ（Ｓ'1、Ｓ'2、．．．、Ｓ'x）及びｆ（Ｉ'）
を計算する。ここでＩ'は真正文書Ｉとは異なりうる仮
の真正文書である。図３ではテスト照合子断片Ｓ'1、
Ｓ'2、．．．、Ｓ'xが、ロケーションｌ1、
ｌ2、．．．、ｌxから受信されるように示される。また
仮の真正文書Ｉ'がＳ3から受信されるように示される。
検索されたテスト照合子断片は、次に、復号器３により
テスト照合子Ｓ'に復号化される。また仮の真正文書Ｉ'
はハッシャ２に供給され、ここでテスト照合子に変換さ
れる。２つのテスト照合子が次に比較器６により比較さ
れる。この例では、ハッシャ、エンコーダ、復号器及び
比較器は全てユーザ端末１０の１部である。 Ｖ３．比較器６によりＳ'とｆ（Ｉ'）とを比較し、両者
が一致すると、仮の真正文書Ｉ'を真の真正文書Ｉとし
て受諾する。それ以外では、Ｉ'が改悪または変更され
たものとして拒否する。
【００２１】ここで、ｔ（またはそれ以上）個の検索断
片Ｓ'が正しければ、ｆ（Ｉ）が正しく回復されること
に気付かれよう。異なるＩ'によるＩの置換は、ｆの一
方向特性により、Ｉと同一のハッシュ値を有するＩ'を
見い出すことが極めて困難であるため、検出されること
になる。
【００２２】上述の本発明において使用される２つのコ
ンポーネントは、一方向ハッシュ関数及び（ｎ、ｔ）誤
り訂正コードである。本発明は、これらの関数の実現の
ために使用可能な任意の多数の実際的な方法を使用する
ことができる。一方向ハッシュ関数には、ＭＤＣ関数
（文献［３］B．O．Brachtal、D．Coppersmith、M．M．
Hyden、S．M．Matyas、C．H．W．Meyer、 J．Oseas、
S．Pilpel、M．Shillingによる米国特許第４９０８８６
１号"Data authentication using modification detect
ion codes based on a public one-way encryption fun
ction"（１９９０年３月１３日発行）。C．Meyer及び
M．Schillingによる"Secure Program Load Using Manip
ulation Detection Code"、Proceedings of Securico
m、１９８８年も参照のこと）、ＭＤ４（文献［６］R．
L．Rivestによる"The MD4 Message Digest Algorith
m"、Proc．Crypto'90参照）、及びデジタル署名標準（D
igital Signature standard）に関連して使用される最
近提案された"セキュア・ハッシュ標準（secure hash s
tandard）"（文献［４］"Secure Hash Standard Draf
t"、NIST、１９９２年２月参照）などが含まれる。これ
らの関数の出力長は、情報Ｉの長さには依存しない。実
際のアプリケーションでは、この長さは関数または要求
される機密保護に依存して、６４または１２８ビットで
ある。１２８ビット長は強力な一方向ハッシュ関数、す
なわち、情報の作成者ですら以後その情報を改悪できな
い一方向ハッシュ関数で必要となる。上述の実際的な候
補は、この種のものであると思われる。（一方向ハッシ
ュ関数の強弱の違いについては、文献［１］を参照され
たい）。
【００２３】（ｎ、ｔ）誤り訂正コードに関しては、こ
れらの関数は誤り訂正コードの理論から既知である（文
献［２］R．Blahutによる"Theory and Practice of Err
or Control Codes"、Addison-Wesley、１９８４年、参
照）。これらの関数は、非常に単純な方法（複写コード
など）から非常に複雑な代数方法に至るまで、非常に効
率的に使用される。複写コードでは、全ての照合子断片
がオリジナル照合子と等しく、照合子の再構成は大多数
の検索照合子断片により決定される。後者の代数方法
は、数学的観点からは複雑であるが非常に効率的な現実
性を有し、特にハードウェアによる実現に適している。
ハードウェアによる実現は、高速に伝送または分散され
る情報が自動的に照合子化される場合に必要となる。分
散される照合子に対して要求される情報の総量（すなわ
ちＣ（ｆ（Ｉ））の結果）は、使用する誤り訂正コード
に依存する。例えば上述の複写コードを使用する場合、
Ｃ（Ｓ）の合計長＝Ｃ（ｆ（Ｉ））はＳの長さのｎ倍で
あるが、ｔ＝ｎ／２＋１（すなわち改悪されていないロ
ケーションの単純多数）しかサポートできない。一方、
リード・ソロモン・コード（Reed-Solomon code）を使
用する場合には、照合子断片の３分の２が正しいことが
要求されるが、Ｃ（Ｓ）の合計長は複写コードの場合の
Ｃ（Ｓ）の長さよりも著しく小さくなる。しかも、これ
らのコードは非常に効率的に実現される。
【００２４】本発明の提案された方法は、任意のコンピ
ュータ・システムにおいて使用可能であるが、特に、情
報が不許可の変更に対して保護されなければならず、同
時にシステム内の多くのパーティによりアクセスされる
必要のある分散コンピュータ・システムにおいて使用さ
れる。本方法はそれ自身では情報の変更を回避すること
はできないが、こうした変更を検出することができる。
【００２５】図４は、上述の本発明の初期化フェーズを
表す流れ図である。上述のように、ステップ３１乃至３
４は、一方向ハッシュ関数の適用により真正文書をハッ
シングし、照合子を生成し、照合子をｎ個の照合子断片
に符号化し、最後に照合子断片をｎロケーションに分散
する様子を示す。
【００２６】図５は、上述の本発明の検証フェーズを表
す流れ図である。ステップ４１乃至４９は、仮の真正文
書Ｉ'を受信し、後者の文書に一方向ハッシュ関数を適
用し、ロケーションから少なくとも最小数の照合子断片
を検索し、それらの照合子断片をテスト照合子に復号化
し、テスト照合子ＳをＳ'と比較し、最後にその比較結
果にもとづき、仮文書を真正文書として受諾または拒否
する様子を示す。
【００２７】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。
【００２８】（１）オリジナル情報を有する真正文書の
保全性を検証する方法であって、 ａ）一方向ハッシュ関数により、上記オリジナル情報を
照合子にハッシングするステップと、 ｂ）上記照合子を複数のオリジナル照合子断片に符号化
するステップと、 ｃ）上記オリジナル照合子断片を、各々が少なくとも１
つの上記オリジナル照合子断片を受信する複数のロケー
ションに配布するステップと、を含み、テスト情報を有
するテスト文書の保全性を検証するとき、 ｄ）上記オリジナル照合子断片と称される第１のテスト
照合子断片を複数の上記ロケーションから検索するステ
ップと、 ｅ）上記第１のテスト照合子断片の少なくとも所定数を
第１のテスト照合子に復号化するステップと、 ｆ）上記ハッシュ関数により、上記テスト情報を第２の
テスト照合子にハッシングするステップと、 ｇ）上記第１のテスト照合子を上記第２のテスト照合子
と比較し、上記第１のテスト照合子が上記第２のテスト
照合子に等しいと、上記テスト文書を上記真正文書とし
て受諾するステップと、を含む、方法。 （２）上記の各ロケーションがメモリ・ロケーションで
ある、上記（１）記載の方法。 （３）上記オリジナル照合子の符号化が誤り訂正符号化
プロシージャである、上記（１）記載の方法。 （４）オリジナル情報を有するオリジナル文書の保全性
を検証する装置であって、 ａ）一方向ハッシュ関数により、上記オリジナル情報を
照合子にハッシングするハッシャと、 ｂ）上記照合子を複数のオリジナル照合子断片に符号化
するエンコーダと、 ｃ）上記オリジナル照合子断片を、各々が少なくとも１
つの上記オリジナル照合子断片を受信する複数のロケー
ションに分散する手段と、を含み、テスト情報を有する
テスト文書の保全性を検証するために、 ｄ）上記オリジナル照合子断片と称される第１のテスト
照合子断片を複数の上記ロケーションから検索する手段
と、 ｅ）上記第１のテスト照合子断片の少なくとも所定数を
第１のテスト照合子に復号化する手段と、 ｆ）上記ハッシュ関数により、上記テスト情報を第２の
テスト照合子にハッシングする手段と、 ｇ）上記第１のテスト照合子を上記第２のテスト照合子
と比較し、上記第１のテスト照合子が上記第２のテスト
照合子に等しいと、上記テスト文書を上記真正文書とし
て受諾する比較手段と、を含む、装置。 （５）複数のサーバ及び上記サーバに接続される少なく
とも１つのユーザ端末を有するコンピュータ・システム
において、オリジナル情報を有する真正文書の保全性を
検証する方法であって、 ａ）一方向ハッシュ関数により、上記オリジナル情報を
照合子にハッシングするステップと、 ｂ）上記照合子を複数のオリジナル照合子断片に符号化
するステップと、 ｃ）上記オリジナル照合子断片を、各々が少なくとも１
つの上記オリジナル照合子断片を受信する複数のサーバ
に分散するステップと、を含み、テスト情報を有するテ
スト文書の保全性を検証するとき、 ｄ）上記オリジナル照合子断片と称される第１のテスト
照合子断片を複数の上記サーバから検索するステップ
と、 ｅ）上記第１のテスト照合子断片の少なくとも所定数を
第１のテスト照合子に復号化するステップと、 ｆ）上記ハッシュ関数により、上記テスト情報を第２の
テスト照合子にハッシングするステップと、 ｇ）上記第１のテスト照合子を上記第２のテスト照合子
と比較し、上記第１のテスト照合子が上記第２のテスト
照合子に等しいと、上記テスト文書を上記真正文書とし
て受諾するステップと、を含む、方法。 （６）記上記オリジナル文書が上記サーバの集中化メモ
リに記憶される、上記（５）記載の方法。 （７）上記文書がコンピュータ・プログラムである、上
記（５）記載の方法。 （８）上記文書が実行可能コンピュータ・コードであ
る、上記（５）記載の方法。 （９）上記文書が反復され、上記文書の複数のコピーが
上記コンピュータ・システムの複数の上記端末に記憶さ
れる、上記（５）記載の方法。 （１０）上記文書が、各々が上記端末の１つに記憶され
る複数のパーティションに区分化される、上記（５）記
載の方法。 （１１）上記誤り訂正符号化プロシージャが複写コード
である、上記（３）記載の方法。
【００２９】
【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
機密保護の必要がなく、より少ない資源において真正の
文書の保全性を検証する方法及び装置を提供することが
できる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明による照合子断片の分散を示す単純なネ
ットワーク・トポロジを表す図である。
【図２】本発明による複数の照合子断片の検索を示す単
純なネットワーク・トポロジを表す図である。
【図３】本発明のハードウェアの実施例を表す図であ
る。
【図４】本発明の初期化フェーズの表す流れ図である。
【図５】本発明の検証フェーズを表す流れ図である。
【符号の説明】
２ ハッシャ ３ 復号器 ４ エンコーダ ６ 比較器 １０、１０' ユーザ端末 ２０ サーバ

Claims (11)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】オリジナル情報を有する真正文書の保全性
    を検証する方法であって、 ａ）一方向ハッシュ関数により、上記オリジナル情報を
    照合子にハッシングするステップと、 ｂ）上記照合子を複数のオリジナル照合子断片に符号化
    するステップと、 ｃ）上記オリジナル照合子断片を、各々が少なくとも１
    つの上記オリジナル照合子断片を受信する複数のロケー
    ションに配布するステップと、 を含み、テスト情報を有するテスト文書の保全性を検証
    するとき、 ｄ）上記オリジナル照合子断片と称される第１のテスト
    照合子断片を複数の上記ロケーションから検索するステ
    ップと、 ｅ）上記第１のテスト照合子断片の少なくとも所定数を
    第１のテスト照合子に復号化するステップと、 ｆ）上記ハッシュ関数により、上記テスト情報を第２の
    テスト照合子にハッシングするステップと、 ｇ）上記第１のテスト照合子を上記第２のテスト照合子
    と比較し、上記第１のテスト照合子が上記第２のテスト
    照合子に等しいと、上記テスト文書を上記真正文書とし
    て受諾するステップと、 を含む、方法。
  2. 【請求項２】上記の各ロケーションがメモリ・ロケーシ
    ョンである、請求項１記載の方法。
  3. 【請求項３】上記オリジナル照合子の符号化が誤り訂正
    符号化プロシージャである、請求項１記載の方法。
  4. 【請求項４】オリジナル情報を有するオリジナル文書の
    保全性を検証する装置であって、 ａ）一方向ハッシュ関数により、上記オリジナル情報を
    照合子にハッシングするハッシャと、 ｂ）上記照合子を複数のオリジナル照合子断片に符号化
    するエンコーダと、 ｃ）上記オリジナル照合子断片を、各々が少なくとも１
    つの上記オリジナル照合子断片を受信する複数のロケー
    ションに分散する手段と、 を含み、テスト情報を有するテスト文書の保全性を検証
    するために、 ｄ）上記オリジナル照合子断片と称される第１の数のテ
    スト照合子断片を複数の上記ロケーションから検索する
    手段と、 ｅ）上記第１のテスト照合子断片の少なくとも所定数を
    第１のテスト照合子に復号化する手段と、 ｆ）上記ハッシュ関数により、上記テスト情報を第２の
    テスト照合子にハッシングする手段と、 ｇ）上記第１のテスト照合子を上記第２のテスト照合子
    と比較し、上記第１のテスト照合子が上記第２のテスト
    照合子に等しいと、上記テスト文書を上記真正文書とし
    て受諾する比較手段と、 を含む、装置。
  5. 【請求項５】複数のサーバ及び上記サーバに接続される
    少なくとも１つのユーザ端末を有するコンピュータ・シ
    ステムにおいて、オリジナル情報を有する真正文書の保
    全性を検証する方法であって、 ａ）一方向ハッシュ関数により、上記オリジナル情報を
    照合子にハッシングするステップと、 ｂ）上記照合子を複数のオリジナル照合子断片に符号化
    するステップと、 ｃ）上記オリジナル照合子断片を、各々が少なくとも１
    つの上記オリジナル照合子断片を受信する複数のサーバ
    に分散するステップと、 を含み、テスト情報を有するテスト文書の保全性を検証
    するとき、 ｄ）上記オリジナル照合子断片と称される第１のテスト
    照合子断片を複数の上記サーバから検索するステップ
    と、 ｅ）上記第１のテスト照合子断片の少なくとも所定数を
    第１のテスト照合子に復号化するステップと、 ｆ）上記ハッシュ関数により、上記テスト情報を第２の
    テスト照合子にハッシングするステップと、 ｇ）上記第１のテスト照合子を上記第２のテスト照合子
    と比較し、上記第１のテスト照合子が上記第２のテスト
    照合子に等しいと、上記テスト文書を上記真正文書とし
    て受諾するステップと、 を含む、方法。
  6. 【請求項６】上記オリジナル文書が上記サーバの集中化
    メモリに記憶される、請求項５記載の方法。
  7. 【請求項７】上記文書がコンピュータ・プログラムであ
    る、請求項５記載の方法。
  8. 【請求項８】上記文書が実行可能コンピュータ・コード
    である、請求項５記載の方法。
  9. 【請求項９】上記文書が反復され、上記文書の複数のコ
    ピーが上記コンピュータ・システムの複数の上記端末に
    記憶される、請求項５記載の方法。
  10. 【請求項１０】上記文書が、各々が上記端末の１つに記
    憶される複数のパーティションに区分化される、請求項
    ５記載の方法。
  11. 【請求項１１】上記誤り訂正符号化プロシージャが複写
    コードである、請求項３記載の方法。
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