JPH0846610A - 送達確認通信方法及び送達確認通信方式 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【目的】 本発明の目的は、送信された受信確認者が正
しいものであるかを判定するための計算量を少なくする
ことが可能な送達確認通信方法及び送達確認通信方式に
関する。 【構成】 本発明は、１対１変換となる一方向性関数に
よる変換を用いて、秘密情報を受信装置に送信し、受信
装置から受信確認書を受け取るコミット手段と、送信装
置と受信装置間で送信された文書に対して、どのような
関数値に対しても逆変換が存在するか否かを検証すると
共に、逆変換が存在する場合には、唯一に逆変換できる
という性質を利用して送信装のデータ開示の不正を検出
する開示手段とを有する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、送達確認通信方法及び
送達確認通信方式に係り、特に、通信路を介して電子文
書を送受信するシステムにおいて、送受信装置が電子的
な文書を受信装置に送り、受信装置が受け取ったことを
認める受信確認書を送信装置に送る機能を公平に実現す
るための送達確認通信方法及び送達確認通信方式に関す
る。

【０００２】

【従来の技術】従来、最も代表的な送達確認通信方式と
して、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
た方式(S. Even, O. Goldreich, and A. Lempel "A Ran
domized Protocol for SigningContracts," Communicat
ion of the ACM, Volume 28, Number 6, pp. 637 - 647
(1985)) が最も代表的である。

【０００３】１−２−曖昧通信路とは、送信装置が２つ
の通信文を対にして送る時、必ず、どちらか一方だけが
受信装置に送られ、さらに、送信装置は、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持
つ通信路である。このような１−２−曖昧通信路は、Ｒ
ＳＡ法（池野、小山「現代暗号理論」電子情報通信学
会、岡本栄司著「暗号理論入門」共立出版）などの公開
鍵暗号を利用して実現できることが知られている（S. E
ven, O. Goldreich, and A. Lempel "A randomized Pro
tocol for Signing Contracts," Communication of the
ACM, Volume 28,Number 6, pp. 637 - 647 (1985))。

【０００４】このように、従来の方式では、１−２−曖
昧通信路を利用して、送信装置が正しいデータを開示し
ているかどうかをチェックする。

【０００５】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、上記従
来のS. Even, O. Goldreich とA. Lempel による１−２
−曖昧通信路（1-out-2-oblivious transfer) を用いた
方式では、例えば、安全係数を６４としたとき（攻撃の
計算量が２⁶⁴のオーダである）、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 L
empel " A Randomized Protocol for Signing Contract
s," Communication of the ACM, Volume 28, Number 6,
pp. 637-647 (1985))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法等の
公開鍵暗号を数回以上実行する必要があり、利用者に多
くの計算量を必要とするという問題がある。

【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、通信路を介して電子文
書を送受信する際に、送信者が電子的な文書を受信装置
に送信した場合に、受信装置側より受信確認書を送信装
置側に返却する際に、送信された受信確認者が正しいも
のであるかを判定するための計算量を少なくすることが
可能な送達確認通信方法及び送達確認通信方式を提供す
ることを目的とする。

【０００７】

【課題を解決するための手段】本発明の送達確認通信方
法は、通信路を介して電子文書を送受信し、送信装置が
電子的な文書を受信装置に送信し、受信装置が文書を受
け取ったことを認める受信確認書を送信装置に送信する
送達確認通信方法において、１対１変換となる一方向性
関数による変換を用いて、秘密情報のどのような関数値
に対しても逆変換が存在するか否かを検証すると共に、
逆変換が存在する場合には、唯一に逆変換できるという
性質を利用して送信装置のデータ開示の不正を検出す
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（コミット段階）である。

【０００９】本発明は、コミット段階において、送信装
置Ａは、秘密情報Ｘをランダムに生成し（ステップ
１）、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、変換値ａ^* を計算し（ステップ２）、
秘密情報Ｘの全体もしくは一部の情報を暗号鍵として送
信したい文書Ｍを暗号化して暗号化文書Ｅ_X （Ｍ）を取
得し（ステップ３）、暗号化文書Ｅ_X （Ｍ）に変換値ａ
^* を付加した第１の文書（Ｅ_X （Ｍ），ａ^* ）を受信装
置Ｂに送信し（ステップ４）、受信装置Ｂは、送信装置
Ａから第１の文書（Ｅ_X （Ｍ），ａ^* ）を受け取り（ス
テップ５）、秘密情報Ｙをランダムに生成し（ステップ
６）、秘密情報Ｙを異なる安全係数を持つ複数の一方向
性関数で変換して変換値ｂ^* を計算し（ステップ７）、
第１の文書（Ｅ_X （Ｍ），ａ^* ）を受け取ったことを認
める確認文書Ｍ’を作成し（ステップ８）、変換値ｂ^*
を確認文書Ｍ’に付加した第２の文書Ｍ’^* を作成し
（ステップ９）、第２の文書Ｍ’^* に対し受信装置Ｂの
電子署名を作成し（ステップ１０）、第２の文書Ｍ’^*
と電子署名の対を送信装置Ａに送信する（ステップ１
１）。

【００１０】図２は、本発明の原理を説明するためのシ
ーケンスチャート（開示段階）を示す。

【００１１】次に、開示段階において、送信装置Ａは、
変換値ａ^* に関して安全係数の最も高い一方向性関数に
よる変換を行い（ステップ１２）、順次逆変換し（ステ
ップ１３）、その結果を受信装置Ｂに送信し（ステップ
１４）、受信装置Ｂが変換値ｂ^* に関して安全係数の最
も高い一方向性関数による変換を行い（ステップ１
５）、順次逆変換し、逆変換した結果を毎回検証し（ス
テップ１６）、検証が不合格であれば、それ以降の逆変
換結果の送信を中止し、検証が合格であれば、送信装置
及び受信装置の両者がある安全係数の逆変換結果を送信
し（ステップ１７）、逆変換結果の送信が終了した後
に、一段階低い安全係数の逆変換結果の送信処理を行い
（ステップ１９）、最終的に送信装置及び受信装置の両
者が最も安全係数の低い逆変換結果を送付し終わった時
点で開示段階を終了し、第２の文書Ｍ’ ^* と第２の文書
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ｂ
^* となるような情報Ｙ’を受信装置Ｂの確認文書Ｍ’に
対する署名とする（ステップ２２）。

【００１２】また、本発明の送達確認通信方式は、通信
路を介して電子文書を送受信し、送信装置が電子的な文
書を受信装置に送信し、受信装置が文書を受け取ったこ
とを認める受信確認書を送信装置に送信する送達確認通
信方式において、１対１変換となる一方向性関数による
変換を用いて、秘密情報を受信装置に送信し、受信装置
から受信確認書を受け取るコミット手段と、送信装置と
受信装置間で送信された文書に対して、どのような関数
値に対しても逆変換が存在するか否かを検証すると共
に、逆変換が存在する場合には、唯一に逆変換できると
いう性質を利用して送信装置のデータ開示の不正を検出
する開示手段とを有する。

【００１３】また、上記のコミット手段は、送信装置Ａ
において、秘密情報Ｘをランダムに生成し、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、
変換値ａ^* を計算し、秘密情報Ｘの全体もしくは一部の
情報を暗号鍵として送信したい文書Ｍを暗号化して暗号
化文書Ｅ_X （Ｍ）を取得し、暗号化文書Ｅ_X （Ｍ）に変
換値ａ^* を付加した第１の文書（Ｅ_X （Ｍ），ａ^* ）を
受信装置に送信する通信文送信手段と、受信装置Ｂにお
いて、送信装置Ａから第１の文書（Ｅ_X （Ｍ），ａ^* ）
を受け取り、秘密情報Ｙをランダムに生成し、秘密情報
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
変換値ｂ^* を計算し、第１の文書（Ｅ_X （Ｍ），ａ^* ）
を受け取ったことを認める確認文書Ｍ’を作成し、変換
値ｂ^* を確認文書Ｍ’に付加した第２の文書Ｍ’^* を作
成し、第２の文書Ｍ’^* に対し受信装置Ｂの電子署名を
作成し、第２の文書Ｍ’^* と電子署名の対を送信装置に
送信する受信確認書送信手段とを有する。

【００１４】さらに、上記の開示手段は、送信装置Ａに
おいて、変換値ａ^* に関して安全係数の最も高い一方向
性関数による変換を行い、順次逆変換した結果を、受信
装置Ｂが変換値ｂ^* に関して安全係数の最も高い一方向
性関数による変換を行い、順次逆変換した結果を毎回検
証し、検証が不合格であれば、それ以降の逆変換結果の
送信を中止し、検証が合格であれば、送信装置及び受信
装置の両者がある安全係数の逆変換結果を送信する検証
手段と、逆変換結果の送信が終了した後に、一段階低い
安全係数の逆変換結果の送信処理を行い、最終的に送信
装置及び受信装置の両者が最も安全係数の低い逆変換結
果を送付するまで送信する相互送信手段と、相互送信手
段の終了後、第２の文書Ｍ’^* と第２の文書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ｂ^* となるよ
うな情報Ｙ’を受信装置Ｂの確認文書Ｍ’に対する署名
とする確認手段とを有する。

【００１５】

【作用】本発明は、１−２−曖昧通信回路を用いずに、
処理速度が早い１対１の変換となる一方向性関数による
変換を用いて、どのような関数値に対しても逆変換が存
在するかどうかを非常に高い確率で検証するものであ
る。

【００１６】さらに、逆変換が存在する時には、唯一に
逆変換できるという一方向性関数の性質を利用し、唯一
に逆変換できない場合には、不正であるという検証を行
うことにより、送信者のデータ開示における不正を防い
でいる。

【００１７】

【実施例】以下、図面と共に本発明の実施例を詳細に説
明する。

【００１８】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電子的な文書で送信し、
送受信装置Ｂ２００は、送受信装置Ａ１００から当該文
書を受け取ると、受信確認書を送受信装置Ａ１００に返
信するものとして説明する。

【００１９】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Ｘ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変換値ａ^* を作成して、秘密
情報Ｘの全体または、一部の情報を暗号鍵として送信し
たい文書Ｍを暗号化して暗号文（Ｅ_X （Ｍ））を取得
し、変換値ａ^* を付加した文（Ｅ_X （Ｍ），ａ^* ）を送
受信装置Ｂ２００に送信する。

【００２０】ステップ１０２では、送受信装置Ｂ２００
が上記の（Ｅ_X （Ｍ），ａ^* ）を受け取ると、秘密情報
Ｙを異なる安全係数を持つ複数の一方向性関数で変換し
た変換値ｂ^* を作成し、送受信装置Ａ１００より受け取
った文（Ｅ_X （Ｍ），ａ^* ）を受け取ったことを認める
受信確認書Ｍ’を作成し、変換値ｂ^* を受信確認書Ｍ’
に付加したものを新たな受信確認文書Ｍ’^* とし、その
受信確認文書Ｍ’^* に対する送受信装置Ｂの電子署名を
作成し、受信確認文書Ｍ’^* と電子署名の対を送受信装
置Ａ１００に送信する。

【００２１】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ａ_n を送受信装置Ｂ２０
０に送信する。ステップ１０４では、送受信装置Ｂ２０
０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ｂ_n を送受信装置Ａ１００に送信する。

【００２２】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。

【００２３】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Ａ１００、送受信装置Ｂ２００が最も安全係数が
低い逆変換結果を送付し終わった時点で開示段階を終了
する。送受信装置Ａ１００は、受信確認文書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
係数を持つ複数の一方向性関数で変換した結果ｂ^* とな
るような秘密情報Ｙ’を送受信装置Ｂ２００の受信確認
文書Ｍ’に対する署名とする。

【００２４】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は、本来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。

【００２５】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、比較器１６０及び暗号演算器１７０
より構成される。送受信装置Ｂ２００は、乱数発生器２
１０、一方向性関数演算器２２０、結合器２３０、下位
ビット抽出器２４０、署名生成器２５０、比較器２６０
及び最上位ビット抽出器２８０より構成される。

【００２６】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。

【００２７】一方向性関数演算器１２０は、一方向性関
数ｆ₁ ，ｆ_n-1 ，…，ｆ₁ を計算し、一方向性関数ｆ
_i-1 （ａ_i-1 ）を結合器１３０に入力する。結合器１３
０は、乱数ｘ_i と一方向性関数演算器１２０の出力ｆ
_i-1 （ａ_i-1 ）を結合し、ａ_i を生成する。

【００２８】下位ビット抽出器１４０は、送受信装置Ｂ
２００からｂ_i+1 が入力され、逆変換を行い、その結果
を比較器１６０に出力する。

【００２９】比較器１６０は、下位ビット抽出器１４０
の出力（逆変換結果）と一方向性関数演算器１２０の出
力を比較して合格か否かを参照する。

【００３０】暗号演算器１７０は、秘密情報Ｘの情報を
暗号鍵として送信したい文書Ｍを暗号化し、暗号化文書
Ｅ_X （Ｍ）を計算し、送受信装置Ｂ２００に送出する。

【００３１】また、送受信装置Ｂ２００の乱数発生器２
１０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。

【００３２】一方向性関数演算器２２０は、一方向性関
数ｆ₁ ，ｆ_n-1 ，…，ｆ₁ を計算し、一方向性関数ｆ
_i-1 （ｂ_i-1 ）を結合器２３０に入力する。

【００３３】結合器２３０は、乱数発生器２１０から乱
数ｙ_i と一方向性関数演算器２２０から一方向性関数ｆ
_i-1 （ｂ_i-1 ）が入力され、結合された結合値ｂ_i を作
成する。また、結合器２３０は、受信確認文書Ｍ’が入
力されると一方向性関数で変換されたｂ^* と結合し（ｂ
^* ‖Ｍ’）、ｂ^* と受信確認文書Ｍ’を対（Ｍ’^* ＝
Ｍ’‖ｂ^* ）にして署名生成器２５０に入力する。

【００３４】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
Ａ１００に送出する。

【００３５】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ｆ_n ，ｆ_n-1 ，…，ｆ₁ を共
有しておく。ここで、一方向性関数ｆ_i は、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１対１の
変換の一方向性関数である（但し、ｉ＝１，２，…，
ｎ）。なお、ここで、ｉを一方向性関数ｆ_i の安全係数
と呼ぶ。

【００３６】このような条件を満たす１対１変換の一方
向性関数として、例えば、有限体上の指数関数（岡本栄
司著、「暗号理論入門」のｐ．９９，離散対数問題を参
照）を利用して、効率的に構成できる。

【００３７】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。上記の図６と共に送受信装置
Ａ１００と送受信装置Ｂ２００の通信動作を説明する。

【００３８】ステップ１０１）送受信装置Ａ１００は、
乱数発生器１１０により１ビットの乱数ｘ_i （但し、ｉ
＝１，２，…，ｎ）を生成する。従って、秘密情報Ｘは
以下のようになる。

【００３９】Ｘ＝ｘ₁ ，…，ｘ_n ステップ１０２）送受信装置Ａ１００の一方向性関数演
算器１２０は、ｆ_n ，ｆ_n-1 ，…，ｆ₁ を計算し、ｆ
_i-1 （ａ_i-1 ）を結合器１３０に入力する。

【００４０】ステップ１０３）送受信装置Ａ１００の結
合器１３０は、以下の計算により変換値ａ^* を生成す
る。

【００４１】ａ₁ ＝ｘ₁ ， ａ_i ＝ｘ_i ‖ｆ_i-1 （ａ_i-1 ），（ｉ＝２，…，ｎ） ａ^* ＝ｆ_n （ａ_n ） ステップ１０４）送受信装置Ａ１００は、暗号演算器１
７０を用いて、秘密情報Ｘを暗号鍵として、送信したい
文書Ｍを暗号化してＥ_X （Ｍ）を計算する。

【００４２】ステップ１０５）送受信装置Ａ１００は、
送受信装置Ｂ２００に対して、送信文書Ｅ_X （Ｍ）に変
換値ａ^* を付加して送信する。

【００４３】ステップ１０６）送受信装置Ａ１００より
送信文書Ｅ_X （Ｍ）及び変換値ａ^*を受け取った送受信
装置Ｂ２００は、乱数発生器２１０を用いて、１ビット
（但し、ｉ＝１，２，…，ｎ）の乱数ｙ_i を生成する。
従って、秘密情報Ｙは以下のようになる。

【００４４】Ｙ＝ｙ₁ ，…，ｕ_n ステップ１０７）送受信装置Ｂ２００の一方向性関数演
算器２２０は、ｆ_n ，ｆ_n-1 ，…，ｆ₁ を計算し、ｆ
_i-1 （ｂ_i-1 ）を結合器１３０に入力する。

【００４５】ステップ１０８）送受信装置Ｂ２００の結
合器２３０は、以下の計算により変換値ｂ^* を生成す
る。

【００４６】ｂ₁ ＝ｙ₁ ， ｂ_i ＝ｙ_i ‖ｆ_i-1 （ｂ_i-1 ），（ｉ＝２，…，ｎ） ｂ^* ＝ｆ_n （ｂ_n ） ステップ１０９）送受信装置Ｂ１００は、送受信装置Ａ
１００より送信文書（Ｅ_X （Ｍ），ａ^* ）を受け取った
ことを認める受信確認書Ｍ’を作成する。

【００４７】ステップ１１０）次に、送受信装置Ｂ２０
０は、結合器２３０を用いて、送受信装置Ａ１００に送
信するための送信用受信確認書 Ｍ’^* ＝ｂ^* ‖Ｍ’ を作成する。作成された送信用受信確認書Ｍ’^* は、署
名生成器２５０に入力される。

【００４８】ステップ１１１）送受信装置Ｂ２００は、
署名生成器２５０を用いて送信用受信確認書Ｍ’^* に対
して送受信装置Ｂ２００の電子署名（ディジタル署名）
を作成する。

【００４９】ステップ１１２）送受信装置Ｂ２００は、
ステップ１１０で生成された送信用受信確認書Ｍ’^* と
ステップ１１１で生成された電子署名を対にして送受信
装置Ａ１００に送信する。

【００５０】上記でコミット段階の処理を終了する。

【００５１】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。また、図９は、本発明の一実施
例の開示段階の通信シーケンスである。図８、図９に基
づいて以下に開示段階の通信処理について説明する。

【００５２】ステップ２０１）送受信装置Ａ１００は、
変換値ａ^* に関して、安全係数ｉの最も高い一方向性関
数による変換を行い、ａ_i を求める。

【００５３】ステップ２０２）送受信装置Ａ１００は、
ａ_i を送受信装置Ｂ２００に送信する。

【００５４】ステップ２０３）送受信装置Ｂ２００が送
受信装置Ａ１００よりａ_i を受信すると、一方向性関数
演算器２２０は、当該ａ_i に対する一方向性関数変換を
行い、ｆ_i （ａ_i ）を求め、比較器２６０に出力する。

【００５５】ステップ２０４）下位ビット抽出器２４０
は、ａ_i+1 の逆変換を行い、［ａ_{i+ 1} ］を求め、比較器
２６０に出力する。

【００５６】ステップ２０５）比較器２６０は、ステッ
プ２０３で求められたｆ_i （ａ_i ）とステップ２０４で
逆変換された［ａ_i+1 ］について、 ［ａ_i+1 ］＝ｆ_i （ａ_i ） の関係を満足しているかをチェックする。但し、ｉ＝ｎ
のときは、 ［ａ^* ］_n ＝ｆ_n （ａ_n ） の関係を満足しているかをチェックする。

【００５７】ステップ２０６）ステップ２０５の検証に
おいて満足していれば、最上位ビット抽出器２８
０（［］¹ で表現）を用いて、 ｘ_i ＝［ａ_i ］¹ を求める。また、ステップ２０５の検証において満足し
ていなければ，処理を中止する。

【００５８】ステップ２０７）送受信装置Ｂ２００は、
一方向性関数演算器２２０により変換されたｂ_i を送受
信装置Ａ１００に送信する。

【００５９】ステップ２０８）送受信装置Ａ１００は、
送受信装置Ｂ２００よりｂ_i を受け取ると、一方向性関
数演算器１２０により、ｂ_i に対する一方向性関数変換
を行い，ｆ_i （ｂ_i ）を求め、比較器１６０に出力す
る。

【００６０】ステップ２０９）下位ビット抽出器２４０
は、ｂ_i+1 の逆変換を行い、［ｂ_{i+ 1} ］を求め、比較器
１６０に出力する。

【００６１】ステップ２１０）比較器１６０は、ステッ
プ２０８で求められたｆ_i （ｂ_i ）とステップ２０９で
逆変換された［ｂ_i+1 ］について、 ［ｂ_i+1 ］＝ｆ_i （ｂ_i ） の関係を満足しているかをチェックする。但し、ｉ＝ｎ
のときは、 ［ｂ^* ］_n ＝ｆ_n （ｂ_n ） の関係を満足しているかをチェックする。

【００６２】ステップ２１１）ステップ２１０の検証に
おいて満足していれば、次のステップに移行し、満足し
ていなければ、処理を中止する。次のステップに移行す
る際に、安全係数ｉの値をデクリメントする。

【００６３】上記の開示段階が終了段階まで進行して終
了すれば、送受信装置Ｂ２００は、暗号鍵Ｘ＝（ｘ₁ ，
ｘ₂ ，…，ｘ_n ）を得ることができ、最初に送受信装置
Ａ１００から受け取った暗号文Ｅ_X （Ｍ）から文書Ｍを
復号できる。一方、そのとき、送受信装置Ａ１００は、
以下の条件を満たすものを送受信装置Ｂ２００の受信確
認書Ｍ’^* に対する署名とみなす。

【００６４】・以下の関係を満足するＹ＝（ｙ₁ ，…，
ｙ_n ） ｂ₁ ＝ｙ₁ ， ｂ_i ＝ｙ_i ‖ｆ_i-1 （ｂ_i-1 ）， （ｉ＝２，…，
ｎ）， ｂ^* ＝ｆ_n （ｂ_n ）． なお、上記のＹは上記の関係を満足していればよく、送
受信装置Ｂ２００が実際に保有しているものと一致して
いなくともよい。

【００６５】・Ｍ’^* ＝ｂ^* ‖Ｍ’：変換値ｂ^* と受信
確認書Ｍ’が結合された文書が送受信装置Ａ１００に送
信するための受信確認書Ｍ’^* と等しい。

【００６６】・送受信装置Ａ１００に送信するための受
信確認書Ｍ’^* に対する送受信装置Ｂ２００の電子署
名。

【００６７】上記の実施例において、各利用者が計算す
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、開示段階の全体で、一方向性性関数の演算をｎ回を
行う。なお、ここで、例えば、ｎを６４とすることがで
きる。上記の実施例で有限体上の指数関数を用いた一方
向性関数の演算は、大きなものから小さなものまで、
（１からｎまで）混在して用いられている。それに対し
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）従来の方式では、常に同じサイズ（本発明で、
最も安全係数が高い場合、ｎのサイズに相当）で、ほぼ
２ｎ回用いる（１回の曖昧通信路の利用でＲＳＡ法を少
なくとも２回計算する必要がある）。これらの計算は、
安全係数の３乗に比例するため、本発明と従来の方式の
処理量の比率は、 （１³ ＋２³ ＋ … ＋ｎ³ ）／（２ｎ・ｎ³ ）〜１／８ となる。つまり、少なくとも従来の方式に比べて８倍程
度は高速である。

【００６８】上記の例からわかるように、本発明は、従
来の方式に比較して計算量の少ない送達確認方法が実現
できる。

【００６９】なお、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。

【００７０】

【発明の効果】上述のように本発明によれば、処理速度
の早い１対１変換となる一方向性関数で相手の送信元か
ら届いた通信文を繰り返し変換することにより、１−２
−曖昧通信路のように複雑な要素を利用しないため、計
算量が少なくなるに伴い、高速な処理が実現できる。

【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（コミット段階）である。

【図２】本発明の原理を説明するためのシーケンスチャ
ート（開示段階）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
である。

【符号の説明】

１００ 送受信装置Ａ １１０ 乱数発生器 １２０ 一方向性関数演算器 １３０ 結合器 １４０ 下位ビット抽出器 １６０ 比較器 １７０ 暗号演算器 ２００ 送受信装置Ｂ ２１０ 乱数発生器 ２２０ 一方向性演算器 ２３０ 結合器 ２４０ 下位ビット抽出器 ２５０ 署名生成器 ２６０ 比較器 ２８０ 最上位ビット抽出器 ３００ 通信路

Claims (5)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 通信路を介して電子文書を送受信し、送
   信装置が電子的な文書を受信装置を送信し、受信装置が
   該文書を受け取ったことを認める受信確認書を該送信装
   置に送信する送達確認通信方法において、 １対１変換となる一方向性関数による変換を用いて、秘
   密情報のどのような関数値に対しても逆変換が存在する
   か否かを検証すると共に、逆変換が存在する場合には、
   唯一に逆変換できるという性質を利用して該送信装置の
   データ開示の不正を検出することを特徴とする送達確認
   通信方法。
2. 【請求項２】 コミット段階において、 前記送信装置Ａは、秘密情報Ｘをランダムに生成し、 該秘密情報Ｘを異なる安全係数を持つ複数の前記一方向
   性関数で変換し、変換値ａ^* を計算し、 該秘密情報Ｘの全体もしくは一部の情報を暗号鍵として
   送信したい文書Ｍを暗号化して暗号化文書Ｅ_X （Ｍ）を
   取得し、 該暗号化文書Ｅ_X （Ｍ）に該変換値ａ^* を付加した第１
   の文書（Ｅ_X （Ｍ），ａ^* ）を前記受信装置Ｂに送信
   し、 前記受信装置Ｂは、前記送信装置Ａから該第１の文書
   （Ｅ_X （Ｍ），ａ^* ）を受け取り、 秘密情報Ｙをランダムに生成し、 該秘密情報を異なる安全係数を持つ複数の一方向性関数
   で変換して変換値ｂ^*を計算し、 該第１の文書（Ｅ_X （Ｍ），ａ^* ）を受け取ったことを
   認める確認文書Ｍ’を作成し、 該変換値ｂ^* を該確認文書Ｍ’に付加した第２の文書
   Ｍ’^* を作成し、 該第２の文書Ｍ’^* に対し受信装置Ｂの電子署名を作成
   し、 該第２の文書Ｍ’^* と該電子署名の対を前記送信装置に
   送信し、 開示段階において、 前記送信装置Ａは、該変換値ａ^* に関して安全係数の最
   も高い一方向性関数による変換を行い、順次逆変換した
   結果を、前記受信装置Ｂが該変換値ｂ^* に関して安全係
   数の最も高い一方向性関数による変換を行い、両者共に
   順次逆変換した結果を毎回検証し、 検証が不合格であれば、以降の逆変換結果の送信を中止
   し、 検証が合格であれば、前記送信装置及び前記受信装置の
   両者がある安全係数の逆変換結果を送信し、 該逆変換結果の送信が終了した後に、一段階低い安全係
   数の逆変換結果の送信処理を行い、 最終的に前記送信装置及び前記受信装置の両者が最も安
   全係数の低い逆変換結果を送付し終わった時点で該開示
   段階を終了し、 該第２の文書Ｍ’^* と該第２の文書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ｂ^* となるような情
   報Ｙ’を該受信装置Ｂの該確認文書Ｍ’に対する署名と
   する請求項２記載の送達確認通信方法。
3. 【請求項３】 通信路を介して電子文書を送受信し、送
   信装置が電子的な文書を受信装置に送信し、受信装置が
   該文書を受け取ったことを認める受信確認書を該送信装
   置に送信する送達確認通信方式において、 １対１変換となる一方向性関数による変換を用いて、秘
   密情報を該受信装置に送信し、該受信装置から受信確認
   書を受け取るコミット手段と、 該送信装置と該受信装置間で送信された文書に対して、
   どのような関数値に対しても逆変換が存在するか否かを
   検証すると共に、逆変換が存在する場合には、唯一に逆
   変換できるという性質を利用して該送信装置のデータ開
   示の不正を検出する開示手段とを有することを特徴とす
   る送達確認通信方式。
4. 【請求項４】 前記コミット手段は、 前記送信装置Ａにおいて、秘密情報Ｘをランダムに生成
   し、該秘密情報Ｘを異なる安全係数を持つ複数の前記一
   方向性関数で変換し、変換値ａ^* を計算し、該秘密情報
   Ｘの全体もしくは一部の情報を暗号鍵として送信したい
   文書Ｍを暗号化して暗号化文書Ｅ_X （Ｍ）を取得し、該
   暗号化文書Ｅ_X （Ｍ）に該変換値ａ^* を付加した第１の
   文書（Ｅ_X （Ｍ），ａ^* ）を前記受信装置に送信する通
   信文送信手段と、 前記受信装置Ｂにおいて、前記送信装置Ａから該第１の
   文書（Ｅ_X （Ｍ），ａ ^* ）を受け取り、秘密情報Ｙをラ
   ンダムに生成し、該秘密情報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変換値ｂ^* を計算し、該第
   １の文書（Ｅ_X（Ｍ），ａ^* ）を受け取ったことを認め
   る確認文書Ｍ’を作成し、変換値ｂ^* を該確認文書Ｍ’
   に付加した第２の文書Ｍ’^* を作成し、該第２の文書
   Ｍ’^* に対し受信装置Ｂの電子署名を作成し、該第２の
   文書Ｍ’^* と該電子署名の対を前記送信装置に送信する
   受信確認書送信手段とを有する請求項３記載の送達確認
   通信方式。
5. 【請求項５】 前記開示手段は、 前記送信装置Ａにおいて、該変換値ａ^* に関して安全係
   数の最も高い一方向性関数による変換を行い、順次逆変
   換した結果を、前記受信装置Ｂが該変換値ｂ^*に関して
   安全係数の最も高い一方向性関数による変換を行い、順
   次逆変換した結果を毎回検証し、検証が不合格であれ
   ば、それ以降の逆変換結果の送信を中止し、検証が合格
   であれば、前記送信装置及び前記受信装置の両者がある
   安全係数の逆変換結果を送信する検証手段と、 該逆変換結果の送信が終了した後に、一段階低い安全係
   数の逆変換結果の送信段階の送信処理を行い、最終的に
   前記送信装置及び前記受信装置の両者が最も安全係数の
   低い逆変換結果を送付するまで送信する相互送信手段
   と、 該相互送信手段の終了後、該第２の文書Ｍ’^* と該第２
   の文書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ｂ^* となるような情報Ｙ’を該受信装置Ｂの該確
   認文書Ｍ’に対する署名とする確認手段とを有する請求
   項３記載の送達確認通信方式。