JPH0846609A - 署名文書交換方法及び署名文書交換方式 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 本発明の目的は、通信回数を低減し、高速で
多くの送信データ量を扱うことが可能な署名文書交換方
法及び署名文書交換装置を提供することである。 【構成】 本発明は、逆変換が可能な一方向性関数を用
いて秘密情報を変換して送信するコミット手段１０と、
コミット手段１０により、送信された情報を逆変換して
検証し、検証結果により開示または、処理の中止を行
う。開示は、文書とその文書の電子署名の対及びコミッ
ト段階での一方向性関数で変換した結果となるような情
報を秘密情報を送信した装置の署名であると判定する開
示手段２０より構成される。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、署名文書交換方法及び
署名文書交換方式に係り、特に、電子署名／捺印（ディ
ジタル署名方式）の付与された電子文書を複数の送受信
装置が、通信を用いて、公平に交換するシステムを実現
するための署名文書交換方法及び署名文書交換方式に関
する。

【０００２】

【従来の技術】従来、最も代表的な署名文書交換方法と
しては、S. Even, O. Goldreich とA.Lempelによる1-2-
曖昧通信路(1-out-of-2-oblivious transfer) を用いた
方法(S.Even, O.Goldreich, and A Lempel Number 6, p
p.637-647(1985))が最も代表的である。

【０００３】1-2-曖昧通信路とは、送信者が２つの通信
文を対にして送るとき、必ずどちらか一方だけが受信者
に送られ、さらに、送信者は、受信者がどちらを受け取
ったかを知ることができないという特徴を有する通信路
である。このような1-2 曖昧信路は、ＲＳＡ法（池野、
小山「現代暗号理論」電子情報通信学会、岡本栄司「暗
号理論入門」共立出版）などの交換鍵暗号を利用して実
現できることが知られている（S.Even, O. Goldreich,
and A Lemplel "A Randomized Protocol for Signing C
ontracts," Communicaiton of the ACM, Volume 28, Nu
mber 6, pp.637-647(1985)) 。

【０００４】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、上記の
S.Even, O. Goldreichと、A.Lempelによる1-2-曖昧通信
回路(1-out-of-2-oblivious transfer）を用いた方法で
は、例えば、安全係数を６４としたとき、攻撃の計算量
が２⁶⁴のオーダとなり、開示段階で６４対の通信文を1-
2-曖昧通信路で送信する必要がある。1-2-曖昧通信路を
効率的に実現する方法としては、公開鍵暗号を用いる方
法(S. Even, O. Goldreich, and A. Lempel "A Randomi
zed Protocol for Signing Contracts," Communication
of the ACM, Volume 28, Number 6, pp.637-647(198
5)) が最も優れているが、一対の通信文を1-2-曖昧通信
路で送信する毎に、ＲＳＡ法などの公開鍵暗号を数回以
上実行する必要がある。このため、送受信装置に多くの
計算量を必要とするという問題がある。

【０００５】また、数百ビット程度のデータを６４回程
度交換、さらに、１ビットのデータを６４回程度交換す
る必要があり、通信回数、通信量共に多いという問題が
ある。

【０００６】本発明は、上記の点に鑑みなされたもの
で、上記従来の問題点を解決し、通信回数を低減し、高
速で多くの送信データ量を扱うことが可能な署名文書交
換方法及び署名文書交換装置を提供することを目的とす
る。

【０００７】

【課題を解決するための手段】本発明の署名文書交換方
法は、複数の送受信装置がそれぞれ作成した電子署名文
書を交換する署名文書交換方法において、生成された秘
密情報のどのような関数値に対しても高い確率で逆変換
が可能な関数を用いて該秘密情報の交換におけるデータ
開示を制限する。

【０００８】図１は、本発明の原理を説明するためのシ
ーケンスチャートである。

【０００９】本発明の署名文書交換方法は、複数の送受
信装置がそれぞれ作成した電子署名文書を交換する署名
文書交換方法において、コミット段階では、送受信装置
Ａは、自分でランダムに生成した秘密情報Ｘを異なる安
全係数を持つ複数の一方向性関数で変換された値ａ^* を
交換したい文書Ｍに付加したものを新たな文書Ｍ^* とみ
なし、該文書Ｍ^* に対し該送受信装置Ａの電子署名を作
成し（ステップ１）、文書Ｍ^* と該電子署名の対を他の
送受信装置に送信し（ステップ２）、全ての送受信装置
が文書と電子署名の対の送信が終了した後に、開示段階
に移行し、開示段階では、送受信装置Ａは、変換された
値ａ^* に関し、安全係数の最も高い一方向性関数による
変換から、順次逆変換し（ステップ３）、その結果を他
の利用者と順次交換し（ステップ４、５、６、７）、か
つ、受け取った他の利用者の一方向性関数の逆変換結果
を毎回検証し（ステップ８）、検証が不合格であれば、
直ちに、それ以降の逆変換結果の送信を中止し、全ての
送受信装置がある安全係数の逆変換結果を送信し終わっ
た後に、一段階低い安全係数の逆変換結果の送信の段階
に移行し（ステップ９）、最終的に、全ての送受信装置
が最も安全係数の低い逆変換結果の送付が終了した時点
で開示段階を終了し、文書Ｍ^* と該文書Ｍ^*の電子署名
の対、及び該コミット段階における異なる安全係数を持
つ複数の一方向性関数で変換した結果ａ^* となるような
情報Ｘ’を該送受信装置Ａの該文書Ｍ ^* に対する署名と
みなす（ステップ１０）。

【００１０】本発明の署名文書交換方式は、複数の送受
信装置がそれぞれ作成した電子署名文書を交換する署名
文書交換方式において、生成された秘密情報のどのよう
な関数値に対しても高い確率で逆変換が可能な関数を用
いて該秘密情報の交換におけるデータ開示を制限する手
段を有する。

【００１１】図２は、本発明の原理構成図である。

【００１２】本発明の署名文書交換方式は、複数の送受
信装置がそれぞれ作成した電子署名文書を交換する署名
文書交換方式において、送受信装置Ａが自分でランダム
に生成した秘密情報Ｘを異なる安全係数を持つ複数の一
方向性関数で変換してａ^* を交換したい文書Ｍに付加し
たものを新たな文書Ｍ^* とみなし、該文書Ｍ^* に対し該
送受信装置Ａの電子署名を作成する送信データ作成手段
１１と、送信データ作成手段１１において生成された該
文書Ｍ^*と該電子署名の対を他の送受信装置に送信する
送信手段１２とを有するコミット手段１０と、安全係数
の高い順に、変換された値ａ^* を一方向関数を用いて逆
変換し、逆変換の結果の送信を行う逆変換結果送信手段
２１と、逆変換結果送信手段２１より送信された該逆変
換結果を毎回検証する検証手段２２と、検証手段２２に
おいて、検証が不合格であれば、直ちに、それ以降の逆
変換結果の送信を中止する開示制限手段２３と、文書Ｍ
^* と該文書Ｍ^* の電子署名の対、及びコミット段階にお
ける異なる安全係数を持つ複数の一方向性関数で変換し
た結果ａ^* となるような情報Ｘ’（Ｘと同じでも、異な
っていてもよい）を該送受信装置Ａの該文書Ｍ^* に対す
る署名とみなす署名判定手段２４とを有する開示手段２
０とを有する。

【００１３】

【作用】本発明は、処理速度の最も早い一方向性（ハッ
シュ）関数（例えば、岡本栄司著「暗号理論入門」の
ｐ．１３８の一方向ハッシュ関数を利用した関数等）に
よる変換を用いて、どのような関数値に対しても非常に
高い確率でその逆変換が存在するという性質を利用し
て、送信者のデータ開示における不正を防いでいる。従
って、本発明は、処理速度の早い一方向性（ハッシュ）
関数で変換することの繰り返しとなっており、1-2-曖昧
通信路等の複雑な要素を利用しないため、1-2-曖昧通信
路を用いた従来の方式に比べて高速な処理が可能とな
り、さらに、通信量を低減することが可能である。

【００１４】

【実施例】以下、図面と共に、本発明の実施例を説明す
る。以下の実施例では、簡単のため、２つの送受信装置
間での秘密情報交換方式の例を示すが、各送受信装置の
送信先を複数にして、それぞれの送受信装置間の処理を
２利用者間の場合と全く同様に実行することにより、３
者以上の送受信装置間での秘密情報交換方式を同様に実
現することができる。

【００１５】図３は、本発明の一実施例の全体のシステ
ム構成を示す。同図において、送受信装置Ａ１００が送
受信装置Ｂ２００と通信路３００を介して結合されてい
るとする。ここでは、送受信装置Ａ１００から送受信装
置Ｂ２００に対して秘密情報を送信するものとして説明
する。

【００１６】図４は、本発明の一実施例の通信シーケン
スの概要を示す。通信シーケンスは、秘密情報を送信す
るためのコミット段階と、当該秘密情報を開示するため
の開示段階より構成される。コミット段階は、同図にお
いて、ステップ１０１及びステップ１０２であり、ステ
ップ１０１では、送受信装置Ａ１００が送受信装置Ｂ２
００に対して秘密情報を異なる安全係数を有する複数の
一方向性関数で変換した値ａ^* を作成して、送受信装置
Ｂ２００に送信したい文書Ｍに付加し、さらに、送受信
装置Ａ１００の電子署名を作成し、それらを対にして、
送受信装置Ｂ２００に送信する。

【００１７】ステップ１０２では、送受信装置Ｂ２００
が上記のａ^* と同様に、送受信装置Ａ１００に対して秘
密情報を安全係数を有する複数の一方向性関数で変換し
た値ｂ^* を作成して送受信装置Ｂ１００と交換したい文
書Ｍに付加して、さらに、送受信装置Ｂ２００の電子署
名を作成して、それらを対にして送受信装置Ａ１００に
送信する。

【００１８】次に開示段階は、同図において、ステップ
１０３とステップ１０４に対応する。ステップ１０３で
は、送受信装置Ａ１００が一方向性関数で変換した値ａ
^* に対して順次逆変換した結果を送受信装置Ｂ２００に
送信する。ステップ１０４では、送受信装置Ｂ２００が
一方向性関数で変換した値ｂ^* に対して順次逆変換した
結果を送受信装置Ａ１００に送信する。

【００１９】さらに、開示段階では、上記の逆変換した
結果を送信するのみならず、受信した相手の送受信装置
からの一方向性関数の逆変換結果を毎回検証し、検証が
不合格である場合は、それ以上の逆変換結果の送信を中
止する。即ち、送受信装置Ａ１００が送受信装置Ｂ２０
０から受信した逆変換結果が不合格になっている場合に
は、送受信装置Ａ１００から送受信装置Ｂ２００に対し
て、それ以降の逆変換結果の送信は行わない。

【００２０】また、送受信装置Ａ１００が送受信装置Ｂ
２００からの逆変換結果を合格と判定した場合には、次
の逆変換結果の検証を行う上記の処理を順次行い、送受
信装置Ｂ２００が最も安全係数の低い（最後の）逆変換
結果の送信が終了するまで繰り返す。最終的には、送受
信装置Ｂ２００は文書Ｍ^* とその電子署名の対、及び変
換された値ａ^* となるような情報Ｘを送受信装置Ａ１０
０の文書Ｍに対する署名とみなす。

【００２１】図５は、本発明の一実施例の送受信装置の
構成を示す。同図において、送受信装置Ａ１００及び送
受信装置Ｂ２００共に同様の構成であるが、説明のため
に、別々の符号を付すものとする。

【００２２】送受信装置Ａ１００は、乱数発生器１１
０、一方向性関数演算器１２０、結合器１３０、下位ビ
ット抽出器１４０、生成器１５０及び比較器１６０より
構成される。送受信装置Ｂ２００は、乱数発生器２１
０、一方向性関数演算器２２０、結合器２３０、下位ビ
ット抽出器２４０、生成器２５０及び比較器２６０より
構成される。

【００２３】送受信装置Ａ１００の乱数発生器１１０
は、乱数ｘ_i を生成し、生成された乱数Ｘ＝（ｘ₁ ，
…，ｘ_n ）は結合器１３０に出力される。

【００２４】一方向性関数演算器１２０は、一方向性関
数ｈ_i を演算し、演算結果を結合器１３０に入力する。
一方向性関数ｈ_i は、ｓ（ｉ）ビットのバイナリ値をｉ
ビットのバイナリ値に変換する関数であり（ｉ＝１，
２，…，ｎ）、さらに、殆ど全てのｉビットのバイナリ
値ｙに対してｈ_i （ｘ）＝ｙとなるようなｓ（ｉ）ビッ
トのｘが存在するものとする。なお、ここで、ｉを一方
向性関数ｈ_i の安全係数と呼ぶ。

【００２５】このような条件を満たす一方向性関数とし
て、例えば、ＳＨＡ（岡本栄司著「暗号理論入門」のｐ
１３９）を利用して、ＳＨＡを２５６ビットのバイナリ
値を１６０ビットに変換するＳＨＡ関数としたとき、 ｈ_i （ｘ）＝［ＳＨＡ（ｘ）］_i として、効率的に構成できる（ｉ＝１，２，…，ｎ）。
ここで、ｘは、２５６ビットの値であり、（つまり、こ
こでは、ｓ（ｉ）＝２５６，ｉ＝１，２，…，ｎ）
［ｙ］_i は、ｙの下位ｉビットを意味する。

【００２６】結合器１３０は、乱数発生器１１０から入
力された乱数ｘ_i と一方向性関数演算器１２０から入力
された一方向性関数ｈ_i が入力されると、結合された結
合値ａ^* を作成し、この値ａ^* に文書Ｍが付加され、文
書 Ｍ^* ＝ａ^* ‖Ｍ を作成する。

【００２７】電子署名生成器１５０は、文書Ｍ^* に対す
る送受信装置Ａ１００の電子署名を作成し、送受信装置
Ａ１００の電子署名と共に、文書Ｍ^* を送受信装置Ｂ２
００に送出する。

【００２８】送受信装置Ｂ２００は、送受信装置Ａ１０
０と同様の構成であり、送受信装置Ｂ２００の乱数発生
器２１０は、乱数ｙ_i を生成し、生成された乱数Ｙ＝
（ｙ₁，…，ｙ_n ）は結合器２３０に出力される。

【００２９】一方向性関数演算器２２０は、一方向性関
数ｈ_i を演算し、演算結果を結合器１３０に入力する。

【００３０】結合器２３０は、乱数発生器２１０から入
力された乱数ｙ_i と一方向性関数演算器２２０から入力
された一方向性関数ｈ_i が入力され、結合された結合値
ｂ^*を作成し、この値ｂ^* に文書Ｍが入力され、文書 Ｍ^* ＝ｂ^* ‖Ｍ を作成する。

【００３１】電子署名生成器２５０は、文書Ｍ^* に対す
る送受信装置Ｂ２００の電子署名を作成し、送受信装置
Ｂ２００の電子署名と共に、文書Ｍ^* を送受信装置Ａ１
００に送出する。

【００３２】図６は、本発明の一実施例のコミット段階
を説明するための図である。同図において、送受信装置
Ａ１００と送受信装置Ｂ２００は、事前に出力サイズの
異なる以下の一方向性関数ｈ_n ，ｈ_n-1 ，…，ｈ₁ を共
有しておく。

【００３３】図７は、本発明の一実施例のコミット段階
の通信シーケンスを示す。

【００３４】ステップ２０１）送受信装置Ａ１００は、
乱数発生器１１０を用いて、（ｓ（ｉ）−ｉ＋１）ビッ
ト（ｉ＝１，２，…，ｎ）の乱数ｘ_i を生成して（ここ
で、Ｘ＝（ｘ₁ ，ｘ₂ ，…，ｘ_n ））、一方向性関数ｈ
_n ，ｈ_n-1 ，…，ｈ₁ を計算する一方向性関数演算器１
２０、結合器１３０（‖の演算）を用いて、以下の計算
によりａ^* を求める。

【００３５】ａ₁ ＝ｘ₁ ， ａ_i ＝ｘ_i ‖ｈ_i-1 （ａ_i-1 ），（ｉ＝２，…，ｎ）， ａ^* ＝ｈ_n （ａ_n ） ステップ２０２）送受信装置Ａ１００は、結合器１３０
を用いて、 Ｍ^* ＝ａ^* ‖Ｍ を作成し、電子署名（ディジタル署名）生成器１５０を
用いて文書Ｍ^* に対する送受信装置Ａ１００の電子署名
を作成する。

【００３６】ステップ２０３）送受信装置Ａ１００と同
様に、送受信装置Ｂ２００は、乱数発生器２１０を用い
て、（ｓ（ｉ）−ｉ＋１）ビット（ｉ＝１，２，…，
ｎ）の乱数ｙ_i を生成し（ここで、Ｙ＝（ｙ₁ ，ｙ₂ ，
…，ｙ_n ）、一方向性関数ｈ_n，ｈ_n-1 ，…，ｈ₁ を計
算する一方向性関数演算器２２０、結合器２３０（‖の
演算）を用いて、以下の計算によりｂ^* を求める。

【００３７】ｂ₁ ＝ｙ₁ ， ｂ_i ＝ｙ_i ‖ｈ_i-1 （ｂ_i-1 ），（ｉ＝２，…，ｎ）， ｂ^* ＝ｈ_n （ａ_n ） ステップ２０４）送受信装置Ｂ２００は、結合器２３０
を用いて、 Ｍ^'*＝ｂ^* ‖Ｍ’ を作成し、電子署名（ディジタル署名）生成器２５０を
用いて、文書Ｍ^'*に対し、利用者Ｂの電子署名を作成す
る。

【００３８】ステップ２０５）送受信装置Ａ１００は、
文書Ｍ^* 及び送受信装置Ａ１００の電子署名を送受信装
置Ｂ２００に送る。

【００３９】ステップ２０６）送受信装置Ｂ２００は、
文書Ｍ^'*及び送受信装置Ｂ２００の電子署名を送受信装
置Ａ１００に送る。

【００４０】次に、開示段階について説明する。図８
は、本発明の一実施例の開示段階を説明するための図で
ある。図９は、本発明の一実施例の開示段階の通信シー
ケンスを示す。図９において、以下の手順をｉ＝ｎ，ｎ
−１，…，１に対し順次繰り返し行う。

【００４１】ステップ３０１）送受信装置Ａ１００は、
結合器１３０で生成されたａ_i を送受信装置Ｂ２００に
送信する。

【００４２】ステップ３０２）送受信装置Ｂ２００は、
一方向性関数演算器２２０、下位ビット抽出器２４０
（［］_i の演算）、比較器２６０を用いて、 ［ａ_i+1 ］_i ＝ｈ_i （ａ_i ） が満足されているかどうかをチェックする。但し、ｉ＝
ｎのときは、 ［ａ^* ］_n ＝ｈ_n （ａ_n ） が満足されているかをチェックする。満足されていれ
ば、ｂ_i を送受信装置Ａ１００に送る。満足されていな
い場合には、それ以降の処理を中止する。

【００４３】ステップ３０３）送受信装置Ａ１００は、
一方向性関数演算器１２０、下位ビット抽出器１４０
（［］_i の演算）、比較器１６０を用いて、 ［ｂ_i+1 ］_i ＝ｈ_i （ｂ_i ） が満足されているかどうかをチェックする。但し、ｉ＝
ｎのときは、 ［ｂ^* ］_n ＝ｈ_n （ｂ_n ） が満足されているかどうかをチェックする。満足されて
いれば、次のステップに移行する。満足されていない場
合には、それ以降の処理を中止する。

【００４４】ステップ３０４）ｉの値を１デクリメント
する。

【００４５】上記の処理が終了したら、以上の情報を送
受信装置Ａ１００の文書Ｍに対する署名とみなす。

【００４６】即ち、開示段階において、送受信装置Ａ１
００は、ａ^* に関して、安全係数ｉの最も高い一方向性
関数による変換より、順次変換した結果を、送受信装置
Ｂ２００と順次交換し、送受信装置Ｂ２００から受け取
った一方向性関数の逆関数結果を毎回検証し、検証が不
合格であれば処理を中止する。一方、合格であり、全て
の逆関数結果を送受信装置Ｂ２００から受け取ると、一
段階低い（ｉ＝ｉ−１）の安全係数の逆変換結果の送信
を行う。

【００４７】これにより、以下のように、送受信装置Ａ
１００の文書Ｍに対する署名は、文書Ｍ^* とその電子署
名の対、及びコミット段階における異なる安全係数ｉを
持つ複数の一方向関数で変換した結果ａ^* となるような
情報Ｘ’とする。

【００４８】以下の関係を満足するＸ＝（ｘ₁ ，…，
ｘ_n ）。

【００４９】ａ₁ ＝ｘ₁ ， ａ_i ＝ｘ_i ‖ｈ_i-1 （ａ_i-1 ），（ｉ＝２，…，ｎ）， ａ^* ＝ｈ_n （ａ_n ） （上記、Ｘは、上記の関係を満足していればよく、送受
信装置Ａが実際に保有しているものと一致していなくと
もよい）。

【００５０】文書Ｍ^* ＝ａ^* ‖Ｍ． 文書Ｍ^* に対する送受信装置Ａ１００の署名。

【００５１】なお、上記の実施例では、送受信装置Ａ１
００、Ｂ２００での秘密情報のやり取りを行ったが、送
受信装置Ａ１００から複数の相手の送受信装置との送受
信を行うようなケースであっても本発明は、適用でき
る。

【００５２】本発明は、上記の実施例に限定されること
なく、特許請求の範囲内で種々変更・応用が可能であ
る。

【００５３】

【発明の効果】上述のように本発明によれば、各送受信
装置が、計算する必要のある計算は無視できるほど軽量
の計算を除くと、コミット段階で、一方向性関数の演算
をｎ回、開示段階の全体でも一方向性関数の演算はｎ回
である。なお、ここで、例えば、ｎ＝６４回とすること
ができる。上記で実施例として示したＳＨＡ等を用いた
一方向性関数の演算は、ＲＳＡ法等の公開鍵暗号の演算
に比べて、非常に高速であり（数１００倍以上高速であ
る）、従って、曖昧通信路をｎ程度回用いる（つまり、
公開鍵暗号を用いる）従来の方式に比べ、極めて高速な
演算が実現する。

【００５４】また、本発明の送信データ量は、例えば、
ｓ（ｉ）＝２５６ビットとすると、コミット段階で、署
名と文書Ｍ以外に、ｎ（＝６４ビット）、開示段階の全
体で（２５６＋ｎ）ｎ／２（＝１０２４０）ビットとな
る。従来の方式では、コミット段階で、署名と文書Ｍ以
外に、１２８ｎ（＝８１９２）ビットのオーダ、開示段
階において、曖昧通信路を用いる処理において、少なく
とも５１２ｎ（＝４３７６８）ビット送る必要がある。

【００５５】このような例からも分かるように、本発明
は、高速に大容量の情報の授受を可能とする。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の原理を説明するためのシーケンスチャ
ートである。

【図２】本発明の原理構成図である。

【図３】本発明の一実施例の全体のシステム構成図であ
る。

【図４】本発明の一実施例の通信シーケンスの概要を示
す図である。

【図５】本発明の一実施例の送受信装置の構成図であ
る。

【図６】本発明の一実施例のコミット段階を説明するた
めの図である。

【図７】本発明の一実施例のコミット段階の通信シーケ
ンスを示す図である。

【図８】本発明の一実施例の開示段階を説明するための
図である。

【図９】本発明の一実施例の開示段階の通信シーケンス
を示す図である。

【符号の説明】

１０ コミット手段 １１ 送信データ作成手段 １２ 送信手段 ２０ 開示手段 ２１ 逆変換結果送信手段 ２２ 検証手段 ２３ 開示制限手段 ２４ 署名判定手段 １００ 送受信装置Ａ １１０、２１０ 乱数発生器 １２０、２２０ 一方向性関数演算器 １３０、２３９ 結合器 １４０、２４０ 下位ビット抽出器 １５０、２５０ 電子署名生成器 １６０、２６０ 比較器 ２００ 送受信装置Ｂ

Claims (4)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 複数の送受信装置がそれぞれ作成した電
   子署名文書を交換する署名文書交換方法において、 生成された秘密情報のどのような関数値に対しても高い
   確率で逆変換が可能な関数を用いて該秘密情報の交換に
   おけるデータ開示を制限することを特徴とする署名文書
   交換方法。
2. 【請求項２】 複数の送受信装置がそれぞれ作成した電
   子署名文書を交換する署名文書交換方法において、 コミット段階では、送受信装置Ａは、自分でランダムに
   生成した秘密情報Ｘを異なる安全係数を持つ複数の一方
   向性関数で変換された値ａ^* を交換したい文書Ｍに付加
   したものを新たな文書Ｍ^* とみなし、該文書Ｍ^* に対し
   該送受信装置Ａの電子署名を作成し、 該文書Ｍ^* と該電子署名の対を他の送受信装置に送信
   し、 全ての送受信装置が文書と電子署名の対の送信が終了し
   た後に、開示段階に移行し、 該開示段階では、該送受信装置Ａは、該変換された値ａ
   ^* に関し、安全係数の最も高い一方向関数による変換か
   ら、順次逆変換した結果を他の利用者と順次交換し、か
   つ、受け取った他の利用者の一方向性関数の逆変換結果
   を毎回検証し、 検証が不合格であれば、直ちに、それ以降の逆変換結果
   の送信を中止し、 全ての送受信装置がある安全係数の逆変換結果を送信し
   終わった後に、一段階低い安全係数の逆変換結果の送信
   の段階に移行し、 最終的に、全ての送受信装置が最も安全係数の低い逆変
   換結果の送付が終了した時点で開示段階を終了し、 該文書Ｍ^* と該文書Ｍ^* の電子署名の対、及び該コミッ
   ト段階における異なる安全係数を持つ複数の一方向性関
   数で変換した結果ａ^* となるような情報Ｘ’を該送受信
   装置Ａの該文書Ｍ^* に対する署名とみなすことを特徴と
   する署名文書交換方法。
3. 【請求項３】 複数の送受信装置がそれぞれ作成した電
   子署名文書を交換する署名文書交換方式において、 生成された秘密情報のどのような関数値に対しても高い
   確率で逆変換が可能な関数を用いて該秘密情報の交換に
   おけるデータ開示を制限する手段を有することを特徴と
   する署名文書交換方式。
4. 【請求項４】 複数の送受信装置がそれぞれ作成した電
   子署名文書を交換する署名文書交換方式において、 送受信装置Ａが自分でランダムに生成した秘密情報Ｘを
   異なる安全係数を持つ複数の一方向性関数で変換してａ
   ^* を交換したい文書Ｍに付加したものを新たな文書Ｍ^*
   とみなし、該文書Ｍ^* に対し該送受信装置Ａの電子署名
   を作成する送信データ作成手段と、 該送信データ作成手段において生成された該文書Ｍ^* と
   該電子署名の対を他の送受信装置に送信する送信手段と
   を有するコミット手段と、 安全係数の高い順に、変換された値ａ^* を一方向関数を
   用いて逆変換し、逆変換の結果の送信を行う逆変換結果
   送信手段と、 該逆変換結果送信手段より送信された該逆変換結果を毎
   回検証する検証手段と、 該検証手段において、検証が不合格であれば、直ちに、
   それ以降の逆変換結果の送信を中止する開示制限手段
   と、 該文書Ｍ^* と該文書Ｍ^* の電子署名の対、及び該コミッ
   ト段階における異なる安全係数を持つ複数の一方向性関
   数で変換した結果ａ^* となるような情報Ｘ’（Ｘと同じ
   でも、異なっていてもよい）を該送受信装置Ａの該文書
   Ｍ^* に対する署名とみなす署名判定手段とを有する開示
   手段とを有することを特徴とする署名文書交換方式。