JPH0887235A - 暗号鍵共有方式 - Google Patents
暗号鍵共有方式Info
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- JPH0887235A JPH0887235A JP5193907A JP19390793A JPH0887235A JP H0887235 A JPH0887235 A JP H0887235A JP 5193907 A JP5193907 A JP 5193907A JP 19390793 A JP19390793 A JP 19390793A JP H0887235 A JPH0887235 A JP H0887235A
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Abstract
(57)【要約】
【目的】 エンティティが自分の秘密デ−タを保持し、
任意に定められる相手の識別子を入力するだけで、セン
タの関与なしに相手と自分に固有の暗号鍵を生成すると
共に、エンティティが保持する秘密デ−タのデ−タ量に
依存しないでシステムの安全性を保証することが可能な
新しい暗号鍵共有方式を提供する。 【構成】 本発明による暗号鍵共有方式は、任意に定め
ることが出来るエンティティの識別子と、システムの管
理者が秘密に保持するセンタデ−タと、エンティティが
保持する秘密デ−タと、エンティティの固有のデ−タと
から構成される。
任意に定められる相手の識別子を入力するだけで、セン
タの関与なしに相手と自分に固有の暗号鍵を生成すると
共に、エンティティが保持する秘密デ−タのデ−タ量に
依存しないでシステムの安全性を保証することが可能な
新しい暗号鍵共有方式を提供する。 【構成】 本発明による暗号鍵共有方式は、任意に定め
ることが出来るエンティティの識別子と、システムの管
理者が秘密に保持するセンタデ−タと、エンティティが
保持する秘密デ−タと、エンティティの固有のデ−タと
から構成される。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、秘匿通信及び情報の暗
号化に於ける暗号鍵共有方式に関する。
号化に於ける暗号鍵共有方式に関する。
【０００２】
【従来の技術】暗号装置には、暗号化と復号に同じ鍵を
用いる共通鍵暗号によるものと、異なる鍵を用いる公開
鍵暗号によるものがあり、共通鍵暗号では、予め送信者
と受信者が鍵の打合わせを行う必要があることから、頻
繁に通信を行う場合や不特定多数の相手と通信を行う場
合に、打合わせの煩わしさや鍵の管理の問題が普及の障
害となっていた。また、公開鍵暗号では、公開鍵が任意
に定めることの出来ないデ−タ列であり容易に記憶でき
るものではないことから、通信を行う毎にその配送を受
ける必要があると共に、そのアルゴリズムが複雑なため
装置が高価になりまた大きさや消費電流などの問題があ
る。発明者らは、以前、任意に定めることの出来る相手
の識別子を入力するだけで共通鍵を生成する暗号鍵共有
方式を提案した（文献１）が、この方式では、エンティ
ティ（人、プログラム、装置など）が保持する秘密アル
ゴリズム（デ−タ）を大きくするほどシステムの安全が
保証されるのに対し、これをＩＣカ−ド等の携帯が容易
な装置に格納する場合、その大きさがＩＣカ−ド等の装
置の容量に制約されるという問題があった。
用いる共通鍵暗号によるものと、異なる鍵を用いる公開
鍵暗号によるものがあり、共通鍵暗号では、予め送信者
と受信者が鍵の打合わせを行う必要があることから、頻
繁に通信を行う場合や不特定多数の相手と通信を行う場
合に、打合わせの煩わしさや鍵の管理の問題が普及の障
害となっていた。また、公開鍵暗号では、公開鍵が任意
に定めることの出来ないデ−タ列であり容易に記憶でき
るものではないことから、通信を行う毎にその配送を受
ける必要があると共に、そのアルゴリズムが複雑なため
装置が高価になりまた大きさや消費電流などの問題があ
る。発明者らは、以前、任意に定めることの出来る相手
の識別子を入力するだけで共通鍵を生成する暗号鍵共有
方式を提案した（文献１）が、この方式では、エンティ
ティ（人、プログラム、装置など）が保持する秘密アル
ゴリズム（デ−タ）を大きくするほどシステムの安全が
保証されるのに対し、これをＩＣカ−ド等の携帯が容易
な装置に格納する場合、その大きさがＩＣカ−ド等の装
置の容量に制約されるという問題があった。
【０００３】
【発明が解決しようとする課題】本発明は、相手の識別
子を入力するだけで相手と自分に固有の暗号鍵を生成す
ると共に、エンティティが持つ秘密アルゴリズム（デ−
タ）を、携帯が容易なＩＣカ−ド等記憶容量のちいさい
装置に格納して保持した場合に、システムの安全をその
容量に依存しないで保証することが可能な新しい暗号鍵
共有方式を提供する。
子を入力するだけで相手と自分に固有の暗号鍵を生成す
ると共に、エンティティが持つ秘密アルゴリズム（デ−
タ）を、携帯が容易なＩＣカ−ド等記憶容量のちいさい
装置に格納して保持した場合に、システムの安全をその
容量に依存しないで保証することが可能な新しい暗号鍵
共有方式を提供する。
【０００４】
１．暗号鍵共有手続き １−１．環境 多数のエンティティ（人、プログラム、装置など）から
なるシステムにおいて、個々のエンティティには識別子
（ＩＤ）が対応し、ＩＤの違いでエンティティが区別さ
れるものとする。すなわちエンティティのＩＤとは、シ
ステムにおいてエンティティを指定する為に必要十分な
情報で、名前やアドレスなどに相当するものである。エ
ンティティｉのＩＤをＩＤｉとする。
なるシステムにおいて、個々のエンティティには識別子
（ＩＤ）が対応し、ＩＤの違いでエンティティが区別さ
れるものとする。すなわちエンティティのＩＤとは、シ
ステムにおいてエンティティを指定する為に必要十分な
情報で、名前やアドレスなどに相当するものである。エ
ンティティｉのＩＤをＩＤｉとする。
【０００５】１−２．設立（システムの立ち上げ時又は
更新時に行う手続き） システムを管理するセンタを一つまたは複数設置する。
これらをセンタ１、センタ２、・・・、センタＣとす
る。各センタＰはセンタデ−タＨｐを独立にランダムに
生成して秘密に保持する。すべてのセンタは、固有のデ
−タを生成するプロトコル（手続き）Ｔを合意して定め
る。Ｔは（Ｈｓ，ＩＤｉ，Ｓｉ）からＰｉを計算するプ
ロトコル（手続き）で、Ｈｓ、Ｓｉ，Ｐｉはそれぞれ、
すべてのセンタデ−タの集合｛Ｈ1，Ｈ2，・・・，Ｈ
ｃ｝、エンティティｉの秘密デ−タ、エンティティｉの
固有のデ−タを表す。
更新時に行う手続き） システムを管理するセンタを一つまたは複数設置する。
これらをセンタ１、センタ２、・・・、センタＣとす
る。各センタＰはセンタデ−タＨｐを独立にランダムに
生成して秘密に保持する。すべてのセンタは、固有のデ
−タを生成するプロトコル（手続き）Ｔを合意して定め
る。Ｔは（Ｈｓ，ＩＤｉ，Ｓｉ）からＰｉを計算するプ
ロトコル（手続き）で、Ｈｓ、Ｓｉ，Ｐｉはそれぞれ、
すべてのセンタデ−タの集合｛Ｈ1，Ｈ2，・・・，Ｈ
ｃ｝、エンティティｉの秘密デ−タ、エンティティｉの
固有のデ−タを表す。
【０００６】１−３．加入（各エンティティｉがシステ
ムに加入する時に全てのセンタとの間で行う手続き） エンティティｉは秘密デ−タＳｉを独立にランダムに生
成して保持すると共に、すべてのセンタと固有のデ−タ
を生成するプロトコルＴを実行してエンティティｉの固
有のデ−タＰｉ
ムに加入する時に全てのセンタとの間で行う手続き） エンティティｉは秘密デ−タＳｉを独立にランダムに生
成して保持すると共に、すべてのセンタと固有のデ−タ
を生成するプロトコルＴを実行してエンティティｉの固
有のデ−タＰｉ
【数１】を生成する。（図１ａ参照） ここで、ＰｉにはＨｓの情報が含まれている為、十分多
数の（Ｐｉ，Ｓｉ）を集めればこれからＨｓを計算によ
り求めることができ、システムの安全性が脅かされる。
その必要数ｍは各（Ｐｉ，Ｓｉ）のデ−タ量によって決
まる。本発明では、ＰｉとＳｉという二つの成分を用い
る為、このデ−タ量を成分Ｐｉと成分Ｓｉに掘り分ける
ことができ、ｍをＰｉのデ−タ量だけに依存させてＳｉ
のデ−タ量には依存させないようにすることが可能であ
る。従って、ｍの値を大きくしても秘密に保持するＳｉ
のデ−タ量は小さくすませることが出来る。
数の（Ｐｉ，Ｓｉ）を集めればこれからＨｓを計算によ
り求めることができ、システムの安全性が脅かされる。
その必要数ｍは各（Ｐｉ，Ｓｉ）のデ−タ量によって決
まる。本発明では、ＰｉとＳｉという二つの成分を用い
る為、このデ−タ量を成分Ｐｉと成分Ｓｉに掘り分ける
ことができ、ｍをＰｉのデ−タ量だけに依存させてＳｉ
のデ−タ量には依存させないようにすることが可能であ
る。従って、ｍの値を大きくしても秘密に保持するＳｉ
のデ−タ量は小さくすませることが出来る。
【０００７】１−４．共通鍵の生成（鍵共有を行う手続
き） エンティティｉとエンティティｊとが共通鍵ｋ（ｉ，
ｊ）を得たいとき、エンティティｉは、エンティティｊ
の識別子ＩＤｊと自分の固有のデ−タＰｉと自分の秘密
デ−タＳｉとから
き） エンティティｉとエンティティｊとが共通鍵ｋ（ｉ，
ｊ）を得たいとき、エンティティｉは、エンティティｊ
の識別子ＩＤｊと自分の固有のデ−タＰｉと自分の秘密
デ−タＳｉとから
【数２】のように計算を行い、同様に、エンティティｊ
は、エンティティｉの識別子ＩＤｉと自分の固有のデ−
タＰｊと自分の秘密デ−タＳｊとから
は、エンティティｉの識別子ＩＤｉと自分の固有のデ−
タＰｊと自分の秘密デ−タＳｊとから
【数３】のように計算を行う。（図１ｂ参照）
【０００８】２．変換化共通鍵の生成Ａ 共通鍵ｋ（ｉ，ｊ）に、一方向性変換Ｆを作用させて変
換化共通鍵Ｋ（ｉ，ｊ）を生成する。（図２参照）
換化共通鍵Ｋ（ｉ，ｊ）を生成する。（図２参照）
【数４】
【０００９】３．変換化共通鍵の生成Ｂ 共通鍵ｋ（ｉ，ｊ）に、パラメ−タｒに依存して変換を
行う一方向性変換Ｆ’を作用させて変換化共通鍵Ｋ’
（ｉ，ｊ）を生成する。（図３参照）
行う一方向性変換Ｆ’を作用させて変換化共通鍵Ｋ’
（ｉ，ｊ）を生成する。（図３参照）
【数５】
【００１０】４．パラメ−タの生成 乱数生成器などを用いてパラメ−タの生成を行う。
【００１１】５．秘密デ−タの保持Ａ デ−タの入出力手段を具備して記憶及び／又は計算能力
を有するＩＣカ−ドなどの物理的に保護された装置に、
秘密デ−タ、又は更に共通鍵変換手段、又は更にパラメ
−タ生成手段を内蔵させて、本発明による共通鍵及び／
又は変換化共通鍵の生成を行う。
を有するＩＣカ−ドなどの物理的に保護された装置に、
秘密デ−タ、又は更に共通鍵変換手段、又は更にパラメ
−タ生成手段を内蔵させて、本発明による共通鍵及び／
又は変換化共通鍵の生成を行う。
【００１２】６．暗号化通信鍵の生成 生成した共通鍵を鍵とし、ＤＥＳなどの暗号アルゴリズ
ムを用いて任意に設定した通信鍵の暗号化又は暗号化通
信鍵の復号を行う。（図４参照）
ムを用いて任意に設定した通信鍵の暗号化又は暗号化通
信鍵の復号を行う。（図４参照）
【００１３】７．通信鍵の生成 乱数生成器などを用いて通信鍵の生成を行う。
【００１４】８．秘密デ−タの保持Ｂ 入出力手段を具備して、記憶及び／又は計算能力を有す
るＩＣカ−ドなどの物理的に保護された装置に、秘密デ
−タ、暗号アルゴリズム、又は更に通信鍵生成手段を内
蔵させて、本発明による暗号化通信鍵及び／又は通信鍵
の生成を行う。
るＩＣカ−ドなどの物理的に保護された装置に、秘密デ
−タ、暗号アルゴリズム、又は更に通信鍵生成手段を内
蔵させて、本発明による暗号化通信鍵及び／又は通信鍵
の生成を行う。
【００１５】９．固有のデ−タの保持 ハ−ドデイスク、ＩＣメモリなどの記憶手段と、計算能
力を有する処理手段及び入出力手段を有する装置に固有
のデ−タを保持して、本発明による共通鍵の生成を行
う。
力を有する処理手段及び入出力手段を有する装置に固有
のデ−タを保持して、本発明による共通鍵の生成を行
う。
【００１６】１０．ソフトウエアを用いた簡易なシステ
ム パ−ソナルコンピュ−タやワ−クステ−ションなどの演
算処理装置に、秘密デ−タ及び／又は固有のデ−タ、及
び／又は、識別子変換及び／又は共通鍵変換及び／又は
パラメ−タ生成及び／又は暗号化／復号及び／又は通信
鍵生成を行うプログラムを記憶したフロッピ−デイスク
や光デイスクなどの内容を入力して、本発明による共通
鍵及び／又は変換化共通鍵及び／又は暗号化共通鍵及び
／又は通信鍵の生成を行う。
ム パ−ソナルコンピュ−タやワ−クステ−ションなどの演
算処理装置に、秘密デ−タ及び／又は固有のデ−タ、及
び／又は、識別子変換及び／又は共通鍵変換及び／又は
パラメ−タ生成及び／又は暗号化／復号及び／又は通信
鍵生成を行うプログラムを記憶したフロッピ−デイスク
や光デイスクなどの内容を入力して、本発明による共通
鍵及び／又は変換化共通鍵及び／又は暗号化共通鍵及び
／又は通信鍵の生成を行う。
【００１７】
【実施例】 本発明請求項（１）と（２）に記載の一実
施例を以下に示す。以下のすべての行列及びベクトルは
２元体｛０，１｝上の（加算、乘算をｍｏｄ２で行う）
ものとする。センタＰ（Ｐ＝１，２，・・・，Ｃ）は次
の行列の組Ｈｐをランダムに生成する。 Ｈｐ＝［Ｈｐ(1)，Ｈｐ(2)，・・・，Ｈｐ(h)］ ただし、Ｈｐ(q)はｍ行ｍ列の対称行列。（ｑ＝１，
２，・・・，ｈ） エンティティｉは次の行列Ｓｉをランダムに生成する。 Ｓｉ：ｈ行ｈ列の正則行列 （エンティティｉの秘密デ
−タ） すべてのセンタデ−タの集合｛Ｈ1，Ｈ2，・・・，Ｈ
ｃ｝をＨｓとし、エンティティｉの固有のデ−タを生成
するプロトコルＴの入力（Ｈｓ，ＩＤｉ，Ｓｉ）と出力
Ｐｉとの関係を、 Ｒ：一方向性の識別子変換（出力；ｍビット） Ｒ（ＩＤｉ）：ｍ次元列ベクトル Ｌｐｉ(q)＝Ｈｐ(q)・Ｒ（ＩＤｉ） ：ｍ次元列ベクトル （ｑ＝１，２，・・・，ｈ） Ｌｐｉ＝［Ｌｐｉ(1)，Ｌｐｉ(2)，・・・，Ｌｐｉ(h)］ ：ｍ行ｈ列の行列 Ｐｉ＝Ｌ1ｉＳｉ-1＋Ｌ2ｉＳｉ-1＋・・・＋ＬｃｉＳｉ-1 ：ｍ行ｈ列の行列 のように定める。エンティティｉによるｋ（ｉ，ｊ）
（エンティティｉとエンティティｊの共通鍵）の生成と
変換は、 ｋ（ｉ，ｊ）＝（Ｒ（ＩＤｊ）T・Ｐｉ）・Ｓｉ ：ｈ次元行ベクトル ただし、Ｒ（ＩＤｊ）Tはｍ次元列ベクトルＲ（ＩＤ
ｊ）を転置して得られるｍ次元行ベクトル。 Ｆ：一方向性変換（入力、出力ともｈビット） Ｋ（ｉ，ｊ）＝Ｆ（ｋ（ｉ，ｊ）） ：ｈ次元行ベクトル のように行う。
施例を以下に示す。以下のすべての行列及びベクトルは
２元体｛０，１｝上の（加算、乘算をｍｏｄ２で行う）
ものとする。センタＰ（Ｐ＝１，２，・・・，Ｃ）は次
の行列の組Ｈｐをランダムに生成する。 Ｈｐ＝［Ｈｐ(1)，Ｈｐ(2)，・・・，Ｈｐ(h)］ ただし、Ｈｐ(q)はｍ行ｍ列の対称行列。（ｑ＝１，
２，・・・，ｈ） エンティティｉは次の行列Ｓｉをランダムに生成する。 Ｓｉ：ｈ行ｈ列の正則行列 （エンティティｉの秘密デ
−タ） すべてのセンタデ−タの集合｛Ｈ1，Ｈ2，・・・，Ｈ
ｃ｝をＨｓとし、エンティティｉの固有のデ−タを生成
するプロトコルＴの入力（Ｈｓ，ＩＤｉ，Ｓｉ）と出力
Ｐｉとの関係を、 Ｒ：一方向性の識別子変換（出力；ｍビット） Ｒ（ＩＤｉ）：ｍ次元列ベクトル Ｌｐｉ(q)＝Ｈｐ(q)・Ｒ（ＩＤｉ） ：ｍ次元列ベクトル （ｑ＝１，２，・・・，ｈ） Ｌｐｉ＝［Ｌｐｉ(1)，Ｌｐｉ(2)，・・・，Ｌｐｉ(h)］ ：ｍ行ｈ列の行列 Ｐｉ＝Ｌ1ｉＳｉ-1＋Ｌ2ｉＳｉ-1＋・・・＋ＬｃｉＳｉ-1 ：ｍ行ｈ列の行列 のように定める。エンティティｉによるｋ（ｉ，ｊ）
（エンティティｉとエンティティｊの共通鍵）の生成と
変換は、 ｋ（ｉ，ｊ）＝（Ｒ（ＩＤｊ）T・Ｐｉ）・Ｓｉ ：ｈ次元行ベクトル ただし、Ｒ（ＩＤｊ）Tはｍ次元列ベクトルＲ（ＩＤ
ｊ）を転置して得られるｍ次元行ベクトル。 Ｆ：一方向性変換（入力、出力ともｈビット） Ｋ（ｉ，ｊ）＝Ｆ（ｋ（ｉ，ｊ）） ：ｈ次元行ベクトル のように行う。
【００１８】図５に、秘密デ−タＳｉと一方向性関数Ｆ
をＩＣカ−ドに格納して、変換化共通鍵を生成させる場
合の例を示す。エンティティｉは、秘密デ−タ(55)と一
方向性変換Ｆ(57)を内蔵したＩＣカ−ド(54)を保持す
る。相手エンティティｊの識別子ＩＤｊ(59)に識別子変
換(51)を施したのち固有のデ−タＰｉ(52)と作用させた
デ−タ(53)を、前記ＩＣカ−ド(54)に入力する。ＩＣカ
−ド(54)内では、デ−タ(53)と秘密デ−タＳｉ(55)とか
ら共通鍵(56)を生成し、一方向性変換Ｆ(57)を施して変
換化共通鍵(58)を得る。
をＩＣカ−ドに格納して、変換化共通鍵を生成させる場
合の例を示す。エンティティｉは、秘密デ−タ(55)と一
方向性変換Ｆ(57)を内蔵したＩＣカ−ド(54)を保持す
る。相手エンティティｊの識別子ＩＤｊ(59)に識別子変
換(51)を施したのち固有のデ−タＰｉ(52)と作用させた
デ−タ(53)を、前記ＩＣカ−ド(54)に入力する。ＩＣカ
−ド(54)内では、デ−タ(53)と秘密デ−タＳｉ(55)とか
ら共通鍵(56)を生成し、一方向性変換Ｆ(57)を施して変
換化共通鍵(58)を得る。
【００１９】図６に、図５で示した例のＩＣカ−ド内に
更に乱数生成手段を格納し、通信を行う毎に異なる変換
化共通鍵の生成を行うことを可能とした例を示す。図６
は、図５の構成の一方向性変換Ｆ(57)を、乱数生成手段
(62)で生成したパラメ−タｒ(63)に依存して変換を行う
一方向性変換Ｆ’(64)に変えた構成のＩＣカ−ド(61)を
エンティティｉが保持した例である。図５と同様にし
て、相手エンティティｊとの変換化共通鍵(65)を得ると
共に使用したパラメ−タｒ(63)を出力する。
更に乱数生成手段を格納し、通信を行う毎に異なる変換
化共通鍵の生成を行うことを可能とした例を示す。図６
は、図５の構成の一方向性変換Ｆ(57)を、乱数生成手段
(62)で生成したパラメ−タｒ(63)に依存して変換を行う
一方向性変換Ｆ’(64)に変えた構成のＩＣカ−ド(61)を
エンティティｉが保持した例である。図５と同様にし
て、相手エンティティｊとの変換化共通鍵(65)を得ると
共に使用したパラメ−タｒ(63)を出力する。
【００２０】図７に、秘密デ−タＳｉと暗号アルゴリズ
ム（ＤＥＳ）と乱数生成手段をＩＣカ−ドに格納し、通
信を行う毎に生成させた乱数を、情報を暗号化するため
の鍵（以下通信鍵という）とし、本発明による方法で生
成した共通鍵を用いて通信鍵を暗号化し、暗号文と暗号
化通信鍵を相手エンティティに送ることで、より安全な
暗号通信を行うことを可能とした例を示す。ＩＣカ−ド
(71)は、秘密デ−タＳｉ(55)、乱数生成手段(62)、暗号
アルゴリズムＤＥＳ(72)を内蔵したものである。図５、
図６の場合と同様に、秘密デ−タＳｉ(55)で生成された
共通鍵(56)をＤＥＳの鍵とし、乱数生成手段(62)で生成
された通信鍵ｒｎ(73)を暗号化して暗号化通信鍵Ｃｒ(7
4)を出力すると共に、通信鍵ｒｎ(73)を出力する。
ム（ＤＥＳ）と乱数生成手段をＩＣカ−ドに格納し、通
信を行う毎に生成させた乱数を、情報を暗号化するため
の鍵（以下通信鍵という）とし、本発明による方法で生
成した共通鍵を用いて通信鍵を暗号化し、暗号文と暗号
化通信鍵を相手エンティティに送ることで、より安全な
暗号通信を行うことを可能とした例を示す。ＩＣカ−ド
(71)は、秘密デ−タＳｉ(55)、乱数生成手段(62)、暗号
アルゴリズムＤＥＳ(72)を内蔵したものである。図５、
図６の場合と同様に、秘密デ−タＳｉ(55)で生成された
共通鍵(56)をＤＥＳの鍵とし、乱数生成手段(62)で生成
された通信鍵ｒｎ(73)を暗号化して暗号化通信鍵Ｃｒ(7
4)を出力すると共に、通信鍵ｒｎ(73)を出力する。
【００２１】図８に、図５、図６、図７で示した、相手
エンティティの識別子を変換する識別子変換の具体的な
方法の例を示す。１２８ビットのＩＤは、６４ビットの
デ−タ(81)、(82)に分けられ、それぞれＤＥＳ(841)、
(842)、(843)、(844)に入力される。ＤＥＳ(841)と(84
3)には、鍵となる６４ビットのデ−タがそれぞれパラメ
−タ１とパラメ−タ２から供給される。ＤＥＳ(841)と
(843)の出力とデ−タ(81)は、それぞれ排他的論理和(89
1)と(893)に入力され、結果がＤＥＳ(842)、(844)の鍵
として出力される。また、ＤＥＳ(842)と(844)の出力と
デ−タ(82)は、排他的論理和(892)と(894)に入力されて
結果が変換デ−タ(85)となる。この例では、１２８ビッ
トの識別子を一方向性で不規則な１２８ビットのデ−タ
に変換しているが、一方向性で不規則に変換する方法で
あれば何でも良い。
エンティティの識別子を変換する識別子変換の具体的な
方法の例を示す。１２８ビットのＩＤは、６４ビットの
デ−タ(81)、(82)に分けられ、それぞれＤＥＳ(841)、
(842)、(843)、(844)に入力される。ＤＥＳ(841)と(84
3)には、鍵となる６４ビットのデ−タがそれぞれパラメ
−タ１とパラメ−タ２から供給される。ＤＥＳ(841)と
(843)の出力とデ−タ(81)は、それぞれ排他的論理和(89
1)と(893)に入力され、結果がＤＥＳ(842)、(844)の鍵
として出力される。また、ＤＥＳ(842)と(844)の出力と
デ−タ(82)は、排他的論理和(892)と(894)に入力されて
結果が変換デ−タ(85)となる。この例では、１２８ビッ
トの識別子を一方向性で不規則な１２８ビットのデ−タ
に変換しているが、一方向性で不規則に変換する方法で
あれば何でも良い。
【００２２】図９に、乱数生成の具体的な方法の例を示
す。本例は、原始多項式ｆ（ｘ）＝ｘp＋ｘq＋１による
ｍ系列を用いた疑似乱数発生回路を用いた例で、カウン
タ(91)と排他的論理和を行うゲ−ト(92)とシフトレジス
タ(95)と、任意の値ｕ(97)が鍵として入力されたＤＥＳ
(96)で構成し、本回路を起動している任意の時点でシフ
トレジスタのデ−タ(98)を取り出して乱数として使用す
ることが出来る。
す。本例は、原始多項式ｆ（ｘ）＝ｘp＋ｘq＋１による
ｍ系列を用いた疑似乱数発生回路を用いた例で、カウン
タ(91)と排他的論理和を行うゲ−ト(92)とシフトレジス
タ(95)と、任意の値ｕ(97)が鍵として入力されたＤＥＳ
(96)で構成し、本回路を起動している任意の時点でシフ
トレジスタのデ−タ(98)を取り出して乱数として使用す
ることが出来る。
【００２３】
【発明の効果】以上、詳述の如く本発明は、エンティテ
ィが保持する秘密デ−タのデ−タ量に依存しないでシス
テムの安全性を保証できるため、記憶容量の小さいＩＣ
カ−ドなどの装置を用いても安全で実用的な暗号鍵共有
システムを実現可能とする効果を有する。
ィが保持する秘密デ−タのデ−タ量に依存しないでシス
テムの安全性を保証できるため、記憶容量の小さいＩＣ
カ−ドなどの装置を用いても安全で実用的な暗号鍵共有
システムを実現可能とする効果を有する。
【図１】 本発明に於ける固有のデ−タ生成プロトコル
Ｔと共通鍵ｋ（ｉ，ｊ）の生成を示す図である。
Ｔと共通鍵ｋ（ｉ，ｊ）の生成を示す図である。
【図２】 本発明に於ける変換化共通鍵Ｋの生成を示す
図である。
図である。
【図３】 本発明に於ける変換化共通鍵Ｋ’の生成を示
す図である。
す図である。
【図４】 本発明に於ける暗号化通信鍵の生成を示す図
である。
である。
【図５】 本発明によるシステムで、秘密デ−タと一方
向性変換手段をＩＣカ−ドに格納して保持する例を示す
図である。
向性変換手段をＩＣカ−ドに格納して保持する例を示す
図である。
【図６】 本発明によるシステムで、秘密デ−タと一方
向性変換手段と乱数生成手段をＩＣカ−ドに格納して保
持する例を示す図である。
向性変換手段と乱数生成手段をＩＣカ−ドに格納して保
持する例を示す図である。
【図７】 本発明によるシステムで、秘密デ−タとＤＥ
Ｓと乱数生成手段をＩＣカ−ドに格納して暗号化通信鍵
を得る例を示す図である。
Ｓと乱数生成手段をＩＣカ−ドに格納して暗号化通信鍵
を得る例を示す図である。
【図８】 識別子変換を行う具体的な方法を示す図であ
る。
る。
【図９】 乱数を生成させる具体的な方法を示す図であ
る。
る。
５１ 識別子変換 ５２ エンティティｉの固有のデ−タＰｉ ５３ デ−タ ５４ ＩＣカ−ド ５５ エンティティｉの秘密デ−タＳｉ ５６ 共通鍵 ５７ 一方向性変換Ｆ ５８ 変換化共通鍵 ５９ エンティティｊの識別子 ６１ ＩＣカ−ド ６２ 乱数生成手段 ６３ パラメ−タｒ ６４ 一方向性変換Ｆ’ ６５ 変換化共通鍵 ７１ ＩＣカ−ド ７２ 暗号アルゴリズムＤＥＳ ７３ 通信鍵ｒｎ ７４ 暗号化通信鍵Ｃｒ ８１ デ−タ ８２ デ−タ ８３ パラメ−タ１ ８４１ ＤＥＳ ８４２ ＤＥＳ ８４３ ＤＥＳ ８４４ ＤＥＳ ８５ 変換デ−タ ８６ パラメータ２ ８９１ 排他的論理和 ８９２ 排他的論理和 ８９３ 排他的論理和 ８９４ 排他的論理和 ９１ カウンタ ９２ 排他的論理和 ９５ シフトレジスタ ９６ ＤＥＳ ９７ 任意の値ｕ ９８ デ−タ
【数１】Ｐｉ＝Ｔ（Ｈｓ，ＩＤｉ，Ｓｉ）
【数２】ｋ（ｉ，ｊ）＝Ｓｉ（ｖｉｊ） ｖｉｊ＝Ｐｉ（ＩＤｊ）
【数３】ｋ（ｉ，ｊ）＝Ｓｊ（ｖｊｉ） ｖｊｉ＝Ｐｊ（ＩＤｉ）
【数４】Ｋ（ｉ，ｊ）＝Ｆ｛ｋ（ｉ，ｊ）｝
【数５】Ｋ’（ｉ，ｊ）＝Ｆ’｛ｒ，ｋ（ｉ，ｊ）｝
【文献１】松本勉、今井秀樹、”第３の鍵共有方式”、
暗号と情報セキュリテイワ−クショップ講演論文集（１
９８６）。
暗号と情報セキュリテイワ−クショップ講演論文集（１
９８６）。
─────────────────────────────────────────────────────
【手続補正書】
【提出日】平成７年９月１９日
【手続補正２】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】符号の説明
【補正方法】変更
【補正内容】
【符号の説明】 ５１ 識別子変換 ５２ エンティティｉの固有のデータＰｉ ５３ データ ５４ ＩＣカード ５５ エンティティｉの秘密データＳｉ ５６ 共通鍵 ５７ 一方向性変換Ｆ ５８ 変換化共通鍵 ５９ エンティティｊの識別子 ６１ ＩＣカード ６２ 乱数生成手段 ６３ パラメータｒ ６４ 一方向性変換Ｆ’ ６５ 変換化共通鍵 ７１ ＩＣカード ７２ 暗号アルゴリズムＤＥＳ ７３ 通信鍵ｒｎ ７４ 暗号化通信鍵Ｃｒ ８１ データ ８２ データ ８３ パラメータ１ ８４１ ＤＥＳ ８４２ ＤＥＳ ８４３ ＤＥＳ ８４４ ＤＥＳ ８５ 変換データ ８６ パラメータ２ ８９１ 排他的論理和 ８９２ 排他的論理和 ８９３ 排他的論理和 ８９４ 排他的論理和 ９１ カウンタ ９２ 排他的論理和 ９５ シフトレジスタ ９６ ＤＥＳ ９７ 任意の値ｕ ９８ データ
【手続補正３】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】０００２
【補正方法】変更
【補正内容】
【０００２】
【従来の技術】暗号装置には、暗号化と復号に同じ鍵を
用いる共通鍵暗号によるものと、異なる鍵を用いる公開
鍵暗号によるものがあり、共通鍵暗号では、予め送信者
と受信者が鍵の打合わせを行う必要があることから、頻
繁に通信を行う場合や不特定多数の相手と通信を行う場
合に、打合わせの煩わしさや鍵の管理の問題が普及の障
害となっていた。また、公開鍵暗号では、公開鍵が任意
に定めることの出来ないデータ列であり容易に記憶でき
るものではないことから、通信を行う毎にその配送を受
ける必要があると共に、そのアルゴリズムが複雑なため
装置が高価になりまた大きさや消費電流などの問題があ
る。発明者らは、以前、任意に定めることの出来る相手
の識別子を入力するだけで共通鍵を生成する暗号鍵共有
方式を提案した（
用いる共通鍵暗号によるものと、異なる鍵を用いる公開
鍵暗号によるものがあり、共通鍵暗号では、予め送信者
と受信者が鍵の打合わせを行う必要があることから、頻
繁に通信を行う場合や不特定多数の相手と通信を行う場
合に、打合わせの煩わしさや鍵の管理の問題が普及の障
害となっていた。また、公開鍵暗号では、公開鍵が任意
に定めることの出来ないデータ列であり容易に記憶でき
るものではないことから、通信を行う毎にその配送を受
ける必要があると共に、そのアルゴリズムが複雑なため
装置が高価になりまた大きさや消費電流などの問題があ
る。発明者らは、以前、任意に定めることの出来る相手
の識別子を入力するだけで共通鍵を生成する暗号鍵共有
方式を提案した（
【文献１】 松本勉、今井秀樹、”第３の鍵共有方
式”、暗号と情報セキュリテイワークショップ講演論文
集（１９８６））が、この方式では、エンティティ
（人、プログラム、装置など）が保持する秘密アルゴリ
ズム（データ）を大きくするほどシステムの安全が保証
されるのに対し、これをＩＣカード等の携帯が容易な装
置に格納する場合、その大きさがＩＣカード等の装置の
容量に制約されるという問題があった。
式”、暗号と情報セキュリテイワークショップ講演論文
集（１９８６））が、この方式では、エンティティ
（人、プログラム、装置など）が保持する秘密アルゴリ
ズム（データ）を大きくするほどシステムの安全が保証
されるのに対し、これをＩＣカード等の携帯が容易な装
置に格納する場合、その大きさがＩＣカード等の装置の
容量に制約されるという問題があった。
【手続補正４】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】０００６
【補正方法】変更
【補正内容】
【０００６】１−３．加入（各エンティティｉがシステ
ムに加入する時に全てのセンタとの間で行う手続き） エンティティｉは秘密データＳｉを独立にランダムに生
成して保持すると共に、すべてのセンタと固有のデータ
を生成するプロトコルＴを実行してエンティティｉの固
有のデータＰｉ
ムに加入する時に全てのセンタとの間で行う手続き） エンティティｉは秘密データＳｉを独立にランダムに生
成して保持すると共に、すべてのセンタと固有のデータ
を生成するプロトコルＴを実行してエンティティｉの固
有のデータＰｉ
【数１】Ｐｉ＝Ｔ（Ｈｓ，ＩＤｉ，Ｓｉ） を生成する。（図１ａ参照） ここで、ＰｉにはＨｓの情報が含まれている為、十分多
数の（Ｐｉ，Ｓｉ）を集めればこれからＨｓを計算によ
り求めることができ、システムの安全性が脅かされる。
その必要数ｍは各（Ｐｉ，Ｓｉ）のデータ量によって決
まる。本発明では、ＰｉとＳｉという二つの成分を用い
る為、このデータ量を成分Ｐｉと成分Ｓｉに掘り分ける
ことができ、ｍをＰｉのデータ量だけに依存させてＳｉ
のデータ量には依存させないようにすることが可能であ
る。従って、ｍの値を大きくしても秘密に保持するＳｉ
のデータ量は小さくすませることが出来る。
数の（Ｐｉ，Ｓｉ）を集めればこれからＨｓを計算によ
り求めることができ、システムの安全性が脅かされる。
その必要数ｍは各（Ｐｉ，Ｓｉ）のデータ量によって決
まる。本発明では、ＰｉとＳｉという二つの成分を用い
る為、このデータ量を成分Ｐｉと成分Ｓｉに掘り分ける
ことができ、ｍをＰｉのデータ量だけに依存させてＳｉ
のデータ量には依存させないようにすることが可能であ
る。従って、ｍの値を大きくしても秘密に保持するＳｉ
のデータ量は小さくすませることが出来る。
【手続補正５】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】０００７
【補正方法】変更
【補正内容】
【０００７】１−４．共通鍵の生成（鍵共有を行う手続
き） エンティティｉとエンティティｊとが共通鍵ｋ（ｉ，
ｊ）を得たいとき、エンティティｉは、エンティティｊ
の識別子ＩＤｊと自分の固有のデータＰｉと自分の秘密
データＳｉとから
き） エンティティｉとエンティティｊとが共通鍵ｋ（ｉ，
ｊ）を得たいとき、エンティティｉは、エンティティｊ
の識別子ＩＤｊと自分の固有のデータＰｉと自分の秘密
データＳｉとから
【数２】ｋ（ｉ，ｊ）＝Ｓｉ（ｖｉｊ） ｖｉｊ＝Ｐｉ（ＩＤｊ） のように計算を行い、同様に、エンティティｊは、エン
ティティｉの識別子ＩＤｉと自分の固有のデータＰｊと
自分の秘密データＳｊとから
ティティｉの識別子ＩＤｉと自分の固有のデータＰｊと
自分の秘密データＳｊとから
【数３】ｋ（ｉ，ｊ）＝Ｓｊ（Ｖｊｉ） ｖｊｉ＝Ｐｊ（ＩＤｉ） のように計算を行う。（図１ｂ参照）
【手続補正６】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】０００８
【補正方法】変更
【補正内容】
【０００８】２．変換化共通鍵の生成Ａ 共通鍵ｋ（ｉ，ｊ）に、一方向性変換Ｆを作用させて変
換化共通鍵Ｋ（ｉ，ｊ）を生成する。（図２参照）
換化共通鍵Ｋ（ｉ，ｊ）を生成する。（図２参照）
【数４】Ｋ（ｉ，ｊ）＝Ｆ｛ｋ（ｉ，ｊ）｝
【手続補正７】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】０００９
【補正方法】変更
【補正内容】
【０００９】３．変換化共通鍵の生成Ｂ 共通鍵ｋ（ｉ，ｊ）に、パラメータｒに依存して変換を
行う一方向性変換Ｆ’を作用させて変換化共通鍵Ｋ’
（ｉ，ｊ）を生成する。（図３参照）
行う一方向性変換Ｆ’を作用させて変換化共通鍵Ｋ’
（ｉ，ｊ）を生成する。（図３参照）
【数５】Ｋ’（ｉ，ｊ）＝Ｆ’｛ｒ，ｋ（ｉ，ｊ）｝
Claims (10)
- 【請求項１】 任意に定められる識別子を有する複数の
エンティティ（人、プログラム、装置など）から構成さ
れるシステムにおいて、各エンティティが自分の秘密デ
−タを任意に生成させてこれを保持し、システムを管理
する一つ以上のセンタが、それぞれのセンタが秘密に保
持するセンタデ−タに、エンティティの前記識別子又は
前記識別子に一方向性の識別子変換を施したものと前記
秘密デ−タを作用させて各エンティティの固有のデ−タ
を生成するという準備を行い、通信においては、各エン
ティティが、それぞれ、任意のエンティティの前記識別
子又は前記識別子に前記識別子変換を施したものを自分
の前記固有のデ−タ及び前記秘密デ−タに作用させるこ
とで、センタの関与なしに固有の共通鍵を生成すること
を特徴とする暗号鍵共有方式。 - 【請求項２】 一方向性の共通鍵変換手段を更に具備
し、請求項（１）に記載の共通鍵を前記一方向性の共通
鍵変換手段で変換した変換化共通鍵を生成することを更
に特徴とする特許請求の範囲（１）項に記載の暗号鍵共
有方式。 - 【請求項３】 任意のパラメ−タに応じて変換を行う一
方向性の共通鍵変換手段を更に具備し、請求項（１）に
記載の共通鍵を、前記任意のパラメ−タに応じて変換を
行う一方向性の共通鍵変換手段で変換した変換化共通鍵
を生成することを更に特徴とする特許請求の範囲（１）
項に記載の暗号鍵共有方式。 - 【請求項４】 請求項（３）に記載のパラメ−タを生成
するパラメ−タ生成手段を具備することを更に特徴とす
る特許請求の範囲（１）及び（３）項に記載の暗号鍵共
有方式。 - 【請求項５】 入力手段と、出力手段及び／又は表示手
段を具備すると共に請求項（１）に記載の秘密デ−タ、
又は更に請求項（２）又は（３）に記載の共通鍵変換手
段、又は更に請求項（４）に記載のパラメ−タ生成手段
を、物理的に保護され且つ記憶及び／又は計算能力を有
する装置に埋め込み、エンティティがこの装置を用いて
請求項（１）に記載の共通鍵,及び／又は請求項（２）
又は（３）に記載の変換化共通鍵の生成を行うことを更
に特徴とする特許請求の範囲（１）乃至（４）項に記載
の暗号鍵共有方式。 - 【請求項６】 請求項（１）に記載の共通鍵を鍵として
暗号化／復号を行う暗号化／復号手段を更に具備し、任
意に設定した通信鍵又は前記暗号化／復号手段で前記通
信鍵を暗号化した暗号化通信鍵を前記暗号化／復号手段
に入力して前記暗号化通信鍵又は前記通信鍵を作ること
を更に特徴とする特許請求の範囲（１）項に記載の暗号
鍵共有方式。 - 【請求項７】 請求項（６）に記載の通信鍵を生成する
通信鍵生成手段を具備することを更に特徴とする特許請
求の範囲（１）項及び（６）項に記載の暗号鍵共有方
式。 - 【請求項８】 入力手段、と出力手段及び／又は表示手
段を具備すると共に、請求項（１）に記載の秘密デ−タ
及び請求項（６）に記載の暗号化／復号手段、又は更に
請求項（７）に記載の通信鍵生成手段を、物理的に保護
され且つ記憶及び／又は計算能力を有する装置に埋め込
み、エンティティがこの装置を用いて請求項（１）に記
載の共通鍵、及び／又は請求項（６）に記載の暗号化通
信鍵及び／又は通信鍵の生成を行うことを更に特徴とす
る特許請求の範囲（１）項及び（６）乃至（７）項に記
載の暗号鍵共有方式。 - 【請求項９】 請求項（１）に記載の識別子を入力する
為の入力手段、又は更に識別子変換手段、及び固有のデ
−タ記憶手段、及び前記識別子又は前記識別子を識別子
変換したものと前記固有のデ−タを作用させる演算手
段、及び出力手段及び／又は表示手段を具備する装置を
用いることを更に特徴とする特許請求の範囲（１）項に
記載の暗号鍵共有方式。 - 【請求項１０】 請求項（１）に記載の秘密デ−タ、及
び／又は固有のデ−タ、及び／又は識別子変換、及び／
又は請求項（２）又は（３）に記載の共通鍵変換、及び
／又は請求項（４）に記載のパラメ−タ生成、及び／又
は請求項（６）に記載の暗号化／復号、及び／又は請求
項（７）に記載の通信鍵生成の処理を行う為のプログラ
ム（手続き）及び／又はデ−タを記憶手段に格納し、計
算能力を有する装置が前記記憶手段の情報を入力して請
求項（１）に記載の共通鍵、及び／又は請求項（２）又
は（３）に記載の変換化共通鍵、及び／又は請求項
（６）に記載の暗号化通信鍵及び／又は通信鍵の生成を
行うことを更に特徴とする特許請求の範囲（１）乃至
（４）項及び（６）及び（７）項に記載の暗号鍵共有方
式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP5193907A JPH0887235A (ja) | 1993-07-12 | 1993-07-12 | 暗号鍵共有方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP5193907A JPH0887235A (ja) | 1993-07-12 | 1993-07-12 | 暗号鍵共有方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0887235A true JPH0887235A (ja) | 1996-04-02 |
Family
ID=16315730
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP5193907A Pending JPH0887235A (ja) | 1993-07-12 | 1993-07-12 | 暗号鍵共有方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH0887235A (ja) |
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH09282156A (ja) * | 1996-04-17 | 1997-10-31 | Ricoh Co Ltd | プログラム保護装置及びプログラム保護方法 |
| JP2006237860A (ja) * | 2005-02-23 | 2006-09-07 | Canon Inc | 複数鍵生成方法及び改竄検証方法、並びに装置、記憶媒体、プログラム |
| WO2009013820A1 (ja) * | 2007-07-25 | 2009-01-29 | Fujitsu Limited | 共有鍵暗号化通信システム，送信装置，受信装置，共有鍵暗号化通信方法，および共有鍵暗号化通信プログラム |
-
1993
- 1993-07-12 JP JP5193907A patent/JPH0887235A/ja active Pending
Cited By (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH09282156A (ja) * | 1996-04-17 | 1997-10-31 | Ricoh Co Ltd | プログラム保護装置及びプログラム保護方法 |
| JP2006237860A (ja) * | 2005-02-23 | 2006-09-07 | Canon Inc | 複数鍵生成方法及び改竄検証方法、並びに装置、記憶媒体、プログラム |
| WO2009013820A1 (ja) * | 2007-07-25 | 2009-01-29 | Fujitsu Limited | 共有鍵暗号化通信システム，送信装置，受信装置，共有鍵暗号化通信方法，および共有鍵暗号化通信プログラム |
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