JPH088895A - インターネット手順のキー管理のための方法ならびにその装置 - Google Patents

インターネット手順のキー管理のための方法ならびにその装置

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JPH088895A
JPH088895A JP6251068A JP25106894A JPH088895A JP H088895 A JPH088895 A JP H088895A JP 6251068 A JP6251068 A JP 6251068A JP 25106894 A JP25106894 A JP 25106894A JP H088895 A JPH088895 A JP H088895A
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JP6251068A
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Ashar Aziz
アジズ アシャール
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Abstract

(57)【要約】 （修正有） 【目的】 侵入者がデータ転送を監視できないように暗
号化する。 【構成】 ノードＩには非公開値ｉと公開値∝i mod p
を用意し、ノードＪには非公開値ｊと公開値∝j mod p
を用意する。送信元ノードＩはノードＪについてのＤＨ
認証を取得し、ＤＨ認証からノードＪの公開値∝j mod
p を取得する。ノードＩは次に∝ij mod pを計算し、値
∝ij mod pからキーＫijを求める。次に一時的キーＫp
を無作意に生成し、Ｋp を用いてノードＩの送信パケッ
トを暗号化する。さらにＫp はキーＫijで暗号化する。
受信側ノードＪはノードＩについてのＤＨ認証を取得
し、公開値∝i mod p を取得する。次にノードＪは∝ij
mod pを計算し、キーＫijを求める。ノードＪはキーＫ
ijを用いて一時的キーＫp を復号し、復号した一時的キ
ーＫp を用いてデータパケットを復号する。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用】本発明はキー管理方式の分野に関し、
より特定すれば、本発明はネットワーク層にさらなる保
安機能を提供するインターネット作業手順のためのキー
管理方式に関する。
【０００２】
【従来技術】インターネット（Internet）は全世界で縦
横に接続され、ユーザがコンピュータ間でデータ・パケ
ットを送受信できるコンピュータ・ネットワークの相互
接続網を含む。インターネットに接続する大多数のコン
ピュータは決まった場所に配置されているが、可搬型コ
ンピュータシステムはネットワーク上の１つの場所から
別の場所へ、物理的に移動することが出きる。静止衛星
回線を含むコンピュータをインターネットへ接続する無
線リンクも、ユーザに遠隔地からインターネットへのア
クセスを許容することが出来る。世界中でのインターネ
ット使用量の爆発的増加に伴い、必然的にネットワーク
上の保安能力についての懸念が浮上してくる。
【０００３】インターネット上の保安能力を向上させる
べく、様々な方法が提案されてきており、その多くが認
可されている。例えば、プライバシー強化メール（ＰＥ
Ｍ）として公知の暗号化・認証手順は、インターネット
上の電子メール（e-mail）サービスにおけるプライバシ
ーの強化を提供するものである。さらに、遠隔地ユーザ
の機密認証にＰＥＭを用いる方式も提案されている（例
えば、本明細書でも参照に含めている１９９４年６月３
日付で本出願の譲受人サン・マイクロシステムズ社（Su
n Microsystems Inc. ）に譲受の「公衆ネットワークに
おける遠隔利用者の機密認証のための方法ならびにその
装置（Method and Apparatus for Secure Remote User
Authentication in a Public Network）と題する米国特
許出願第０８／２５３８０２号を参照のこと）。
【０００４】しかし、遠隔利用者が認証できた場合で
も、不正利用者（以下、本明細書では「侵入者（cracke
r ）」と称する）が実際にネットワークへ攻撃を仕掛け
インターネット上のデータ転送に割り込んでくる可能性
が無くなるものではない。ユーザがログイン以前に遠隔
ユーザの機密認証のための方法を組み込んだとしても、
侵入者はインターネット接続から認証ユーザの１人をネ
ットワークから切断してこれを関知していない他の参加
者との間で（または可能性として両者に対して）置き換
えたデータ・パケットを送受信することも有り得る。イ
ンターネット接続が確立されると、データ・パケットは
インターネットのネットワーク間に送信される。例え
ば、侵入者がユーザ「Ａ」とインターネット上で交信し
ているユーザ「Ｂ」との間に割り込み、ユーザＡの切断
命令を発行することが可能である。ユーザＡは侵入者か
らの切断命令を受信すると、ユーザＢが接続を切断した
ものと思ってしまう。侵入者はユーザＢとの間で成立し
ている通信を乗っ取ることになるので、ユーザＡがデー
タ・パケットを送信していないとは解らない。つまり、
インターネット上でデータ送信の際にはネットワーク上
でデータ・パケットを監視して通信回線に割り込み、そ
うとは知らないユーザへのデータ・パケットを送受信し
てしまう侵入者が存在する可能性を含め、保安面で多く
の問題がある。従って、インターネットのネットワーク
層に本人確認とプライバシー保護の機能を付与すること
が有利である。しかし、これまでに提案されてきたプラ
イバシー保護と本人確認の手順の多くはセッション指向
のキー管理方式を提供している。残念ながら、一般に多
く用いられているネットワーク層の手順（例えばＴＣＰ
／ＩＰ手順）の多くは無セッション型データグラム（デ
ータ配信）指向手順である。
【０００５】
【発明が解決しようとする課題】本発明は、インターネ
ット手順などの無セッション型データグラム指向の手順
（以下、本明細書では「ＳＫＩＰ」方式と称する）や、
無接続ネットワーク層手順（「ＣＬＩＮＰ」）および簡
易インターネット手順形式（「ＳＩＰＰ」）として周知
であり現在提案されている別手順の候補と組み合わせて
用いるのに特に好適なキー管理方式を提供することを目
的とするものである。
【０００６】また、本発明のキー管理方式は侵入者がイ
ンターネット上のどこかでデータ転送を監視できないよ
うに全てのデータ・パケットを暗号化するものである。
【０００７】
【課題を解決するための手段】後述するように、本発明
はＩＰ層の通信の保安性にＳＫＩＰの教示を使用し、ア
プリケーション層またはトランスポート層での保安機能
の実行に対する利点を有している。本発明の方法はＳＫ
ＩＰ方式を用いてＩＰ層でサイト間の通信を暗号化し、
これによって通信ノードの発信元および宛先アドレスを
侵入者とおぼしき者が検出できないようにするものであ
る。全てのノードにキー管理設備を提供することの経済
的影響を低減させるため、本発明ではサイトのファイア
ウォール（アクセスバリア）間でＩＰパケットを暗号化
する。つまり、ファイアウォール・サーバだけがＳＫＩ
Ｐ方式を採用すればよい。ファイアウォールでサイト内
部のノードから別のファイアウォールへのＩＰパケット
を受信すると、このＩＰパケットを暗号化し、該別のフ
ァイアウォール宛ての別のＩＰパケットに組み込む。該
別のファイアウォールでは組み込まれたパケットを復号
し、これを該別のファイアウォールの内側にある宛先ノ
ードへ送信する。
【０００８】一般的ネットワーク保安の別の条件は、確
実な方法で遠隔ユーザがインターネット上から保護ネッ
トワークへアクセスできるようにすることである。後述
するように本発明はパケット層暗号化の最上層でこの要
件に対応しており、インターネット上での遠隔アクセス
に使用されている各種クライアント・アプリケーション
を改変する必要がない。
【０００９】本発明は、インターネット手順（ＩＰ）な
どの無接続型データグラム手順に特に適合したキー管理
方式を提供する。第１のデータ処理装置（ノードＩ）を
プライベート・ネットワークへ接続し、ここからインタ
ーネットへ接続する。第２のデータ処理装置（ノード
Ｊ）もこれへ接続するか、または別のネットワークへ接
続し、これもインターネットへ接続して、ノードＩがイ
ンターネット手順を用いてノードＪと通信できるように
する。ノードＩには非公開値ｉと公開されている値∝i
mod p を用意する。ノードＪには非公開値ｊと、公開さ
れている値∝j mod p を用意しておく。データ・パケッ
ト（以下「データグラム」と称する）は本発明の教示に
したがって暗号化し、ネットワークの保安能力を拡張す
る。発信元ノードＩはノードＪのディフィ・ヘルマン
（ＤＨ）認証を取得し（ローカルキャッシュから、また
はディレクトリ・サービスから、またはノードＪから直
接）、ＤＨ認証からノードＪの公開キー∝j mod p を取
得する。次に、ノードＩは値∝ij mod pを計算し、∝ij
mod pの値からキーＫijを生成する。一時的なキーＫp
を無作意生成し、ノードＩが送信しようとするデータグ
ラムの暗号化に用いる。キーＫp は自由な設定バイト数
で用いることが出来、これがＫp を使ってノードが復号
できる最大バイト数となる。またＫp はキーＫijを用い
て暗号化される。受信側ノードＪで暗号化したデータグ
ラムを受信すると、ノードＪはノードＩについてのＤＨ
認証を取得し（ローカルキャッシュから、またはディレ
クトリサービスから、またはノードＪから直接）、公開
されている値∝i mod p を取得する。次に、ノードＪは
∝ij mod pの値を計算し、キーＫijを生成する。ノード
ＪはキーＫijを用いて一時的なキーＫp を復号し、さら
にデータグラム・パケットを復号することにより、暗号
化していない形の本来のデータを得ることができる。従
って、本発明による手順および計算負荷はどちらも低
く、送信ノードと受信ノードの間でパケット暗号化キー
の変更のために通信を行なう必要がなく、両者の間での
疑似セッション状態を設定する必要がない。本発明はデ
ータグラム配信手順と組み合わせて用いることによっ
て、単一の暗号化データグラムをインターネットに接続
された多数の受信ノード宛てに配信することも出来る。
【００１０】本発明はさらに、サイト内のファイアウォ
ール間でのインターネット手順（ＩＰ）データ・パケッ
ト暗号化にＳＫＩＰキー管理方式の応用を提供する。本
実施例において、本発明は第１のプライベート・ネット
ワークとファイアウォール・サーバ（ＦＷＡ）へ接続し
た第１のデータ処理装置（ノードＩ）を含む。ファイア
ウォール・サーバＦＷＡはさらにインターネットなどの
公衆ネットワークへ接続する。第２のデータ処理装置
（ノードＪ）は第２のプライベート・ネットワークへ接
続してあり、これがファイアウォール・サーバ（ＦＷ
Ｂ）を介してインターネットへ接続してある。ノードＩ
はＩＰデータと送信しようとする受信側コンピュータの
ノードＪの宛先アドレスを含むデータ・パケットをファ
イアウォールＦＷＡへ提供する。ファイアウォールＦＷ
Ａには非公開値ａと公開されている値∝a mod p を用意
する。同様に、ファイアウォールＦＷＢには非公開値ｂ
と公開されている値∝b mod p を用意する。ファイアウ
ォールＦＷＡはファイアウォールＦＷＢについてのディ
フィ・ヘルマン認証を取得し、ＤＨ認証から公開された
値∝b mod p を決定する。ファイアウォールＦＷＡは次
に∝ab mod pの値を計算し、値∝ab mod pからキーＫab
を生成する。一時的なキーＫp が無作意に生成され、所
定数のデータ・パケットに対して使用する設定を行な
う。Ｋp を用いてファイアウォールＦＷＡがファイアウ
ォールＦＷＢへ送信しようとするデータ・パケットを暗
号化する。暗号化したデータ・パケットはファイアウォ
ールＦＷＡで送信パケットに組み込まれる。送信パケッ
トはファイアウォールＦＷＢの暗号化していない送信ア
ドレスを含む。ファイアウォールＦＷＡはインターネッ
ト上でファイアウォールＦＷＢへ送信パケットを送信す
る。ファイアウォールＦＷＢは、ファイアウォールＦＷ
Ａからの送信パケットを受信すると、ファイアウォール
ＦＷＡについてのＤＨ認証を取得し、ＤＨ認証から公開
されている値∝a mod pを求める。ファイアウォールＦ
ＷＢは次に∝ab mod pの値を計算して、キーＫabを求め
る。ファイアウォールＦＷＢはキーＫabを用いて一時的
なキーＫp を復号し、復号した一時的なキーＫp を用い
てＦＷＡから受信した暗号化データ・パケットを復号
し、これによってノードＩから暗号化していない形でフ
ァイアウォールＦＷＡに送信された本来のデータを復元
する。ファイアウォールＦＷＢは次に第２のプライベー
ト・ネットワーク上の受信ノードＪへ復号したデータ・
パケットを送信する。従って、結合しているプライベー
ト・ネットワーク各々の内部へ送信されるデータ・パケ
ットは暗号化されていない形で送信されるのだが、イン
ターネット上でファイアウォールを越えたデータの送信
は、送信する前に本発明の教示を用いて全て暗号化され
ることになる。本発明は、ＩＰアドレスの動的割り当て
で運用している遠隔ユーザとの組み合わせでも使用する
ことが可能である。公衆公共ネットワーク用アドレスを
使用する移動体または遠隔ユーザの場合、ＩＰデータだ
けを本発明の教示にしたがって暗号化し、公衆ネットワ
ーク用アドレスとファイアウォール内部の宛先アドレス
はインターネット上へそのまま送信する。
【００１１】［用語と術語］以下に示す発明の詳細な説
明では、ネットワークに結合したデータ処理装置の動作
の記号的表現を多用する。これらの処理の記述と表現は
データ処理技術の当業者が該技術の別の当業者に作業の
内容を伝える場合にもっとも有効な手段である。
【００１２】本明細書において、また一般的に、アルゴ
リズムは所望の結果をもたらすための首尾一貫したステ
ップの流れであると考えられる。このようなステップは
物理量の物理的操作を必要とするものである。一般的に
言って、必須ではないとしても、これらの量は、保存、
転送、結合、比較、表示、およびその他の操作を行なう
ことが可能な電気的または磁気的信号の形状を成すもの
である。場合によっては、主として汎用されるとの理由
から、これらの信号をビット、値、要素、記号、演算、
メッセージ、項、数字、または同様なものとして表わす
のが便利ではある。しかし、これら類似の術語の全てが
適切な物理量と関連し、単にこれらの量を表わすのに便
利なように付与したラベルであることは念頭に置いてお
くべきである。
【００１３】本発明において演算と呼んでいるものは機
械的演算である。本発明の演算を実行するのに便利な装
置は、汎用デジタルコンピュータ（本明細書では「ノー
ド」と称する）、またはその他の類似の装置である。あ
らゆる場合に、読者はコンピュータの操作を行なう操作
方法と、計算それ自体の方法との違いを心に留めておく
ことが推奨される。本発明は一連のネットワークに結合
したコンピュータを操作するための段階的方法と、電気
またはその他の物理的信号を処理して他の所望の物理的
信号を生成するための段階的方法に関するものである。
【００１４】本発明はまたこれらの演算を実行するため
の装置にも関する。この装置は必要とする目的にあわせ
て特別に製造しても良く、または、コンピュータ内に保
存してあるコンピュータ・プログラムによって選択的に
起動するまたは再設定する汎用コンピュータを含んでも
良い。本明細書に示した方法／処理ステップは本質的に
何らかの特定のコンピュータまたはその他の装置と関連
するものではない。本明細書の教示にしたがって、各種
の汎用装置をプログラムと組み合わせることが可能であ
り、または必要な段階的方法を実行するために特別の装
置を製造するのが便利な場合も考えられる。多岐にわた
るこれらの装置で必要な構造については、以下に示す詳
細な説明から明らかとなろう。
【００１５】以下の説明では、本発明の全面的理解を提
供するために、システムやネットワーク構造、典型的デ
ータ・パケット、メッセージ、装置、等といった多数の
特定の詳細を説明する。しかし、本発明はこれらの特定
の詳細とは無関係に本発明を実現し得ることは、当業者
には明らかであろう。言い換えれば、本発明を明確に示
す目的で公知の回路および構造は詳細にわたって説明し
ない。さらに、幾つかの表現、例えば「わかる」、「確
認する」、「検証する」、「使用する」、「見つけ
る」、「求める」、「試みる」、「認証する」、その他
などの表現を本明細書では用いており、これらも術語を
成すものと見なし得る。このような術語の使用は、専門
分野以外の読者に対してコンピュータまたは電子システ
ムの擬人化に見えるかもしれないが、簡略に説明するた
め、システムが人間と似た特徴を有するものとして機能
を示している。例えば、本明細書において電子システム
が何かを「決定する」といった呼び方は、本明細書の教
示にしたがって単に電子システムをプログラムしてある
か、または何らかの改変を行なったことを表わす便法で
ある。読者は日常的な人間の振舞いとこのように記載し
た機能とを混同しないように勤められたい。これらの機
能はあらゆる意味で機械的機能である。
【００１６】
【実施例】
［典型的ハードウェア］図１は本発明の教示によるデー
タ処理システムである。図示のコンピュータ１０は３つ
の大きな部分を含む。その第１は入出力（Ｉ／Ｏ）回路
１２で、コンピュータ１０の他の部分との間で適切な構
成の形状に成した情報を通信するために使用する。さら
にコンピュータ１０はＩ／Ｏ回路１２に結合してある中
央演算処理装置（ＣＰＵ）１３とメモリー１４を含む。
これらの部材はほとんどの汎用コンピュータで一般的に
見られるものであり、事実上広い意味でのデータ処理装
置を表わすものと見なすことが出来る。またＩ／Ｏ回路
１２に接続し、本発明の教示にしたがってネットワーク
へコンピュータ１０を結合するインタフェース回路１７
も図示してある。インタフェース回路１７は本発明を実
現する暗号化兼復号回路を含むか、または下記から理解
されるように、本発明をコンピュータ１０上で実行する
ソフトウェアとして実装することが出来る。ラスタ表示
モニタ１６はＩ／Ｏ回路１２に結合するように図示して
あり、本発明にしたがってＣＰＵ１３で生成した画像を
表示するために使用する。各種の公知の陰極管（ＣＲ
Ｔ）またはその他の形式の表示装置を表示装置１６とし
て使用可能である。
【００１７】図２を参照すると、プライベート・ネット
ワーク２２と、第２のプライベート・ネットワーク２６
と、第３のプライベート・ネットワークへ結合したイン
ターネット２０の概要を表わす略図が図示してある。図
２に図示したネットワーク・トポロジーは既存のインタ
ーネット・トポロジーを表わすものだが、本発明はイン
ターネットではなくネットワークの使用に関する用途を
有するキー管理方式の改良を提供するものであることが
理解されよう。
【００１８】インターネット・システムで独自な態様の
１つは、メッセージとデータがデータグラム・パケット
を使って送信される点である。データグラムを用いるネ
ットワークでは、メッセージが郵便システムと同様の方
法で発信元から宛先へ配送される。例えば、発信元のコ
ンピュータは宛先コンピュータが現在オンライン状態に
あるか否かを問わずデータグラム・パケットを送信でき
る。インターネット手順（ＩＰ）は完全に無セッション
型なので、ＩＰデータグラム・パケットには別のパケッ
トとの関連性がない。
【００１９】本明細書では、図２に図示したようにプラ
イベート・ネットワーク２２に結合したノードＩと、プ
ライベート・ネットワーク３０に結合したノードＪとの
間の通信を参照して本発明を説明する。ノードＩとノー
ドＪは図１に図示したコンピュータのような、各々のネ
ットワークに結合したコンピュータを洗わす。簡略化の
ためと理解を助けるために、例えば「ノードＩ」による
演算はネットワーク２２に接続したコンピュータによる
演算を表わすものと理解すべきである。
【００２０】ＩＰなどのデータグラム層で本人確認とプ
ライバシー保護を得る１つの方法として、ＲＳＡ公開キ
ー認証を用いることがある。従来、ノードＩが例えばノ
ードＪへデータグラムを送信したい場合、ノードＩはノ
ードＪと通信し、認証に基づくキー管理機構を使って同
一性を確認する。インターネットの電子メールの保安に
用いる認証に基づくキー管理構造とは、プライバシー強
化メール（ＰＥＭ）システム（本特許の基盤として本出
願に添付し、本明細書で参照しているＰＥＭＲＦＣ文
書、「インターネット電子メールのプライバシー強化
（Privacy Enhancement for Internet Electronic Mai
l）」第１〜４部、ＲＦＣ番号１４２１〜１４２４（イ
ンターネット上で参照可能）を参照のこと）。
【００２１】ＰＥＭで使用する認証方式はＲＳＡ公開キ
ー認証である。ＲＳＡ公開キー認証はＲＳＡ公開キーを
含む認証方法の１つである（Ａ・アージズ、Ｗ・ディフ
ィ（A. Aziz, W. Diffie）著、「無線ＬＡＮでのプライ
バシー保護と同一性確認（Privacy and Authentication
for Wireless LANs）」、ＩＥＥＥパーソナル通信１９
９４年２月号、およびＷ・ディフィ、Ｍ・ウィーナー、
Ｐ・オールショット（W. Diffie, M. Wiener, P. Oorsc
hot ）著、「同一性確認と確認キーの交換（Authentica
tion and Authenticated Key Exchanges）」参照）。Ｒ
ＳＡ認証を用いてデータグラム手順に本人確認とプライ
バシー保護を提供できる方法は大別して２種類存在す
る。第１の方法は、幾つかのセッションキー設定手順の
１つを用いる認証セッションキーの範囲設定を使用する
ものである。このセッションキーはＩＰデータ通信の暗
号化に使用できる。このような方法は無セッション手順
の最上部で疑似セッション状態を確立し維持しなければ
ならないという欠点を有している。ＩＰ発信元は第１に
ＩＰ宛先と通信してこのセッションキーを入手しなけれ
ばならない。さらに、セッションキーは安全性確保のた
め変更する必要があり、変更を有効にするためにはＩＰ
発信元とＩＰ宛先が再度通信する必要がある。こうした
通信の各々は計算が高価な公開キー演算の使用と関連し
ている。このような通信の必要性は、パケットを送信し
ようとする受信側コンピュータが稼働していなくとも良
いＩＰのようなデータグラム手順には特に不適当で、ネ
ゴシエーションを行なったセッションキーを設定しまた
変更するには受信側コンピュータが作動している必要が
ある。
【００２２】ＲＳＡ認証を用いてデータグラム手順で同
一性確認とプライバシー保護を提供できる第２の方法
は、パケット暗号化キーの完全な帯域内信号によるもの
で、パケット暗号化キーが受信側の公開キーで暗号化さ
れるようにするものである。これはメッセージ暗号化を
実現するためにＰＥＭが使用している方法である。この
方法ではセッション状態を確立する必要はなく、また両
者がパケット暗号化キーを設定し変更するために通信す
る必要もないが、この方式は全てのパケットに受信側の
公開キーで暗号化したパケット暗号化キーを含めなけれ
ばならないという欠点を有している。ＲＳＡ暗号化キー
は最低限６４バイトから１２８バイト占有するので、こ
の方法では全てのパケットにおけるキー情報６４〜１２
８バイト分のオーバーヘッドが発生する。さらに、パケ
ット暗号化キーが変更された場合には公開キー演算を行
なって新しいパケット暗号化キーを復元しなければなら
ない。つまり、手順とこのような方式の計算オーバーヘ
ッドは高いものになる。
【００２３】ディフィ・ヘルマン（ＤＨ）公開キー認証
を用いることで、疑似セッション状態の設定が不要にな
り、通信しようとする２台のコンピュータがパケット暗
号化キーの入手と変更のために通信する必要がなくなる
（Ｗ・ディフィ、Ｍ・ヘルマン著、「暗号の新しい流
れ」、ＩＥＥＥ情報理論トランザクション参照）。さら
に、ＤＨ公開キー認証を用いると全てのパケットにキー
情報を含めることによる６４〜１２８バイトのオーバー
ヘッドが発生せず、ＩＰなどの手順によく適合するよう
になる。これは受信側コンピュータがパケット暗号化キ
ーの設定と変更のために作動していなくとも良いためで
ある。
【００２４】［データグラム手順でのＤＨ認証によるキ
ー管理］図３および図４に図示した流れ図をここで参照
すると、本発明のＳＫＩＰ方式ではキー管理のためにＤ
Ｈ公開キー認証を使用しているので、各々のＩＰ発信元
と宛先にはディフィ・ヘルマン公開キーを用意してお
く。ＤＨ公開キーは認証の形状で配布する。認証はＲＳ
ＡまたはＤＳＡどちらかの署名アルゴリズムを使って署
名できる。この認証は本明細書において「ディフィ・ヘ
ルマン」（ＤＨ）認証と称するが、これは認証される公
開値がディフィ・ヘルマン公開値を成すためである。
【００２５】本発明で共有するキーの計算にＤＨ認証を
使用することは、例えば、ウィットフィールド・ディフ
ィ著の「同一性確認と確認キーの交換（Authentication
andAuthenticated Key Exchanges）」（クルーワー学
術出版社、１９９２年）と題する論文に説明されている
セッションキーのネゴシエーションにＤＨ認証を使用す
ることと本質的に異なる。これは本発明が共有する非公
開キーの計算にゼロ・メッセージ手順を使用しているた
めである。従前のＤＨ認証の使用は通信しようとする両
者の間でメッセージ交換を行なうものだった。
【００２６】本発明の教示によると、ＩＰ発信元または
宛先コンピュータ各々の初期化時に、例えばノードＩに
は非公開値ｉを用意しておき、公開値∝i mode pを計算
する。同様に、ノードＪには非公開値ｊを用意してお
き、公開値∝j mod p を計算する。図示する目的で、ノ
ードＩが図２のプライベート・ネットワーク３０に結合
したノードＪと通信しようとするものと仮定する。Ｉと
Ｊは、各々のＩＰノードの公開キーが他の全部のＩＰノ
ードに周知となっていれば、通信しなくとも共有する非
公開値∝ij mod pを入手できる。値∝とｐはシステム変
数であり、ｐは素数である。ＤＨ認証のローカル・キャ
ッシュで頻繁なディレクトリ・サービスの必要性がなく
なり、システムのオーバーヘッドを最小限に抑えられる
ことは、当業者には理解されよう。
【００２７】計算自在な共有非公開キーをキー符号化の
キーとして用い、ＩＰパケットによる認証と暗号化を提
供することが出来る。つまり、「長期間使用するキー」
として値∝ij mod pを表わし、ここからキーＫijを求め
る。キーＫijは、ＤＥＳまたはＲＣ２のような既知の共
有キー暗号化システム（ＳＫＣＳ）でキーとして使用す
る。また、キーＫijは一対の絶対共有非公開キーであ
る。キーＫijは全てのパケットに入れて送信したり、帯
域外ネゴシエーションしたりする必要がない。ＩＰパケ
ットの発信元を検証するだけで、宛先ＩＰノード（例え
ばノードＪ）は共有非公開キーＫijを計算できる。
【００２８】キーＫijは∝ij mod pのキーの大きさを表
わす低次ビットを使って∝ij mod pから求める。∝ij m
od pは少なくとも５１２ビット以上（さらに安全性を高
めるには１０２４ビットまたはそれ以上とすることもで
きる）であり、ＳＫＣＳのキーとして使用するＫijとし
て使用するには十分なビット数を求めることが出来る。
一般に、ＳＫＣＳのキーの寸法は４０〜１７２ビットの
範囲内にある。
【００２９】図３および図４の流れ図に図示してあるよ
うに、ＳＫＩＰ方式ではキーＫijを使って、Ｋp で現わ
す「一時的キー」を暗号化している。キーＫp は無作意
に生成して、設定可能なデータ・パケットの個数を暗号
化する。設定可能なデータ・パケットの個数を送信した
後、新しいＫp を無作意に生成する。一時的キーＫpは
ＩＰデータ・パケットまたはＩＰデータ・パケットの塊
を暗号化するために使用する。Ｋp を使った暗号化は、
潜在的侵入者がアクセス可能な長期的キーのデータ量を
制限する。長期的キーを比較的長い期間にわたって（１
年または２年）保持する方が望ましいので、実際のＩＰ
データ通信はキーＫijで暗号化しない。本発明の好適実
施例では、長期的キーの一時的キーだけをＫijで暗号化
しており、一時的キーはＩＰデータ通信の暗号化に使用
している。つまり、長期的キー（Ｋij）で暗号化したデ
ータ量は長期にわたって比較的少ない量に制限される。
【００３０】非公開の値ｉを用意した例えばノードＩな
どのＩＰ発信元が、非公開の値ｊを用意してあるＩＰノ
ードＪと最初に通信する場合、ノードＩは共有する非公
開キー∝ij mod pを計算する。ノードＩは次に長期使用
するキーＫijとしてこの共有非公開キーをキャッシュす
る。ノードＩは次に、無作意生成したキーＫp を生成
し、Ｋijを使ってこのキーを暗号化する。図３の流れ図
に図示してあるように、ノードＩはキーＫp のＩＰパケ
ットデータを暗号化し、暗号化したＩＰデータグラム・
パケットと暗号化したキーＫp を送信する。ノードＩか
ら外部へ送出されるデータグラム・パケットは図５に図
示したような形状を成す。
【００３１】ノードＩの外部に向かって送信する図５に
図示したようなデータグラム・パケットを用意するため
に受信ノードＪとの間での通信が必要なかったことが理
解されよう。さらに、キーＫijはＳＫＣＳ用のキーとし
て使用されるので、暗号化したキーＫp の長さは、ＲＳ
Ａ認証をパケット暗号化キーの帯域内信号と組み合わせ
て使用した場合にみられる公開キーの暗号文のブロック
サイズに対向して（一般に６４〜１２８バイト）、共有
キーの暗号文のブロックサイズ（一般に８バイト）でし
かない。
【００３２】図４に図示したように、ノードＪがデータ
グラム・パケットを受信する場合、ノードＪは共有非公
開キーＫijも計算し、将来の利用のためにキャッシュし
ておく。Ｋijを使ってＫp を求め、Ｋp を使って暗号化
されたデータを復号し、これを適切なローカル転送機構
または別の外部インタフェースへ送信する。
【００３３】図５に図示したメッセージ・インジケータ
（ＭＩ）は本発明の手順の無状態性を保存するために使
用するフィールドである。単一のキーを使って複数のパ
ケットを暗号化する場合（これが非常に望ましく、パケ
ット毎にキーを変更すると有意な計算オーバーヘッドが
発生する）、パケットはパケットの逸失や順番に関係な
く復号できる必要がある。ＭＩフィールドはこの目的に
供するものである。実際のＭＩフィールドの内容はＫp
に使用したＳＫＣＳの選択とこれの動作モードによって
変化する。例えば、Ｋp が暗号ブロック連鎖（ＣＢＣ）
モードで作動するブロック暗号列（例、ＤＥＳ）を参照
している場合には、Ｋp で暗号化した第１のパケットの
ＭＩは初期化ベクトル（ＩＶ）である。これ以降のパケ
ットについて、ＭＩは（転送順序で）最後のパケットの
暗号文の最後のブロックサイズ・ビットである。ＤＥＳ
またはＲＣ２では６４ビットとなる。ＲＣ４などのスト
リーム型暗号では、ＭＩはＫp キーですでに暗号化した
バイト数の単純計数値である（これもまた６４ビットの
値を取り得る）。
【００３４】発信元ノードＩがパケット暗号化キーＫp
を変更する決定を下した場合、受信側ノードＪは公開キ
ー演算を実行しなくともこの事実を検出できる。受信側
ノードＪはキャッシュしてある値Ｋijを使って暗号化さ
れたパケットのキーＫp を復号し、これが共有キー暗号
系演算である。つまり、送信端末（Ｉ）と受信端末
（Ｊ）との間で通信する必要無しに、また公開キー演算
を行なう必要なしに、パケット暗号化キーを送信側で変
更することが可能である。
【００３５】ＤＨ認証を使用しているので、ノードＩと
ノードＪは公開キーの署名アルゴリズムを有していな
い。公開キー暗号化によって各々のパケットに署名を行
なうのは、あらゆる場合に負荷が強すぎることから、公
開キーの署名アルゴリズムが欠除していても大きな問題
とはならないことが理解されよう。本発明によれば、パ
ケットの完全性は両者がＳＫＣＳを使用する方法で決定
している。
【００３６】Ｔ１バックボーンの転送速度毎秒１．５Ｍ
ビットにおいて、何らかの所定のキーで暗号化したデー
タの量を２の３２乗ビット以下に保つために（６４ビッ
ト・ブロック暗号であると仮定する）、パケット暗号化
キーはおよそ６時間毎に変更する必要がある。これによ
り長期使用するキーで暗号化したキーの量は１年間でお
よそ２４キロバイトとなり、１年に１回以上長期使用す
るキーを変更する必要が出てくる２の３２乗の限界より
大幅に少ない。
【００３７】本発明によるキー管理方式はどの水準にお
いても再送側の保護を提供しないことが理解されよう。
既存の転送手順の大半はデータグラム層における再送を
取り扱っている。例えば、ＴＣＰはＩＰパケットの順列
（シーケンス）化を行なう。そのためデータグラム層で
再送機能を提供する必要はない。何らかの用途で再送保
護が重要視される場合には、機密保護データグラム手順
の最上層に構築しても良い。Ｋij値は効率面からキャッ
シュしておく必要があるので、これらのキーの保護のた
めに適切な安全策を取る必要がある。キャッシュを行な
うのに考え得る１つの方法はこれらのキーを使って計
算、保存、演算を実行するハードウェア装置を提供する
ことである。この装置によれば、装置からキーを取り出
すためのインタフェースが存在しなくなる。このような
ハードウェア装置が図１に図示したＣＰＵブロック１３
内部に組み込まれることを想定している。
【００３８】本明細書で説明しているキー管理方式で
は、後続パケットの完全性だけのサービスを提供するた
めに使用することもできる。この場合、ノードＩまたは
ノードＪが直接キーＫijを使用してパケット・ヘッダま
たはパケット・ヘッダ終端データのメッセージ・ダイジ
ェストを暗号化する。メッセージ・ダイジェストはわず
かな量の情報であるから、一時的キーＫp を送信または
使用する必要はない。
【００３９】［データグラム配信手順］本発明の方法を
ＩＰ（またはＩＰｎｇ）配信などのデータグラム配信手
順と組み合わせて使用することもできる。しかしこれに
は配信グループの設置と参加の処理にキー管理上の注意
が必要である。
【００４０】配信アドレス（Ｍ）への機密配信が必要な
場合には、グループ会員作成プリミティブが非公開値を
設定し、また公開値を提供することになると考えられ
る。配信アドレスＭに対して、無作意生成した非公開値
ｍをグループ所有者が生成し、公開値∝m mod p が計算
される。また配信するデータグラムをグループ・アドレ
スＭとの間で送受信できるようにするための会員のアド
レス・リストも各々のグループ・アドレスＭに付随させ
る。
【００４１】配信アドレスＭへ送信しようとする公衆ネ
ットワーク２２、２６、および／または３０（図２参
照）のノードへ公開値を確実に配布する。これは前述し
た本発明の両端末機密保護データグラム手順を使って行
なう。つまり、グループ・アドレスＭへの送信を希望す
るノードは、グループ所有者から送信ノードへ当てた機
密データグラム内の、グループ所有者からの公開値∝m
mod p を入手する。公開値∝m mod p は、長期使用する
一対の共有非公開値で（ＳＫＣＳを使用して）「署名」
した認証の形態で配布される。これによってグループ生
成プリミティブは一時的非公開値ｍとこれに対応する公
開値の使用期限を設定することが出来る。
【００４２】配信アドレスＭへ送信した暗号化データグ
ラムを受信しようとするノードは、非公開値ｍを入手す
る必要がある。これはグループ所有者に対してプリミテ
ィブへの参加要求を送信することで行なう。要求を出し
たノードのアドレスがグループの受信会員に含まれてい
るアドレスであれば、グループ所有者は非公開値ｍと、
関連する公開値の認証を暗号化パケットに入れて送信す
る。ここでも前述したとおりの本発明による一対の非公
開手順を使用する。
【００４３】送信ノード（例えばノードＩ）がグループ
・アドレスＭへの送信を希望するときは、値∝m mod p
を使用してキーＫimを生成する。送信ノードは非公開値
ｍを知る必要はなく、知っていなければならないこと
は、グループの公開値∝m modp であり、グループ自体
の非公開値（ｉ）を知っていれば共有する非公開値∝mm
od p を計算し、ここからＫimを求めることが出来る。
さらに値Ｋimを使ってパケット暗号化キーＫp を暗号化
する。受信ノードはグループの非公開値ｍと公開値∝m
mod p を知っているので、こちらもＫimを計算し、これ
によってパケットを復号することが出来る。
【００４４】本発明の方法の利点は、キー情報だけが一
対で配布される点である。実際に暗号化したデータ・パ
ケットは標準配信供給機構を使用して送信し、これによ
ってネットワーク層配信手順がこれも配信をサポートし
ている下位ネットワーク（例えば、Ethernet、ＦＤＤＩ
等）上で作動している場合に予想される同一のネットワ
ーク帯域幅の効率が得られる。さらに、グループ所有者
の同一性がどのように確立され加入ノードへ通知された
かは、アプリケーション層へ渡されるので機密的に実現
されなければならないが、さもないと基盤となるキー管
理機能が破られる可能性がある。
【００４５】本発明の方法はその適応範囲がそれほど多
くないノード数に限定されることを意図しており、極端
に多いノード数は適用範囲外である。しかし、非公開値
を維持することと、これを広範囲に配布することの兼ね
合いから、このことは大きな制約にはならない。
【００４６】［ＤＨ認証の管理］ノードのＤＨ公開値は
認証の形で通信するので、ＰＥＭ用に、また欧州版ＰＡ
ＳＳＷＯＲＤで、同形の多列認証構造が展開されつつあ
る。インターネット方針決定権（ＩＰＲＡ）と同等の構
造を有するトップレベル認証権（ＴＬＣＡ）、第２列目
の方針決定権（ＰＣＡ）、およびその下の組織認証権
（ＣＡ）が存在する。
【００４７】ＩＰアドレスの保有を正しく捕捉するには
ＰＥＭの一部を成す同一性確認に加えさらに権限認証が
必要となる。ＤＨ認証にＩＰアドレスを直接用いること
が望ましいことから、アドレス名従属の原則だけを用い
て、特定のＣＡが特定ＩＰアドレスをＤＨ公開キーに結
合する権限を有しているか決定することは出来ない。し
かし認証内の表題識別名（ＤＮ）はＩＰ（または（ＩＰ
ｎｇ）アドレスのＡＳＣＩＩコード１０進表示でありう
るため、本発明はＸ．５０９／ＰＥＭ認証フォーマット
を使用することが出来る。
【００４８】ノードが署名機能のないＤＨ公開キーだけ
を有している場合、そのノード自体はＤＨ認証を発行で
きない。ノード認証は認証しようとするＩＰアドレス範
囲について裁量権を有する組織ＣＡが発行する。ＰＣＡ
は適切な検査を行なって（そのＰＣＡの方針を含む行
で）、あるアドレス範囲について裁量権を有する組織が
発行した認証にこれらのアドレスを有する個々のノード
のＤＨ値を保障する権限が与えられていることを確認す
る必要がある。この権限はＰＣＡの署名のある権限認証
の形で委任することが出来る。認証のためには、ＣＡの
識別名（ＤＮ）は裁量権を有するＩＰアドレス範囲に結
合されることになる。ＣＡはＰＣＡからのＲＳＡまたは
ＤＳＡ認証いずれかを有している。ある範囲のＩＰアド
レスに対して権限を有するＣＡは従属ＣＡに対して、自
分自身のキーを使って別の権限認証に署名することでそ
の範囲の一部の権限を委譲することが出来る。このよう
にして権限を与えられた組織ＣＡは認証を発行できるア
ドレスの範囲で識別される。ＩＰアドレスの範囲はＩＰ
アドレス接頭辞の形で認証内で識別される。
【００４９】［サイトのファイアウォールへの本発明の
応用］図６を参照して、サイトのＦＷ間の通信へのＳＫ
ＩＰ方式の応用を説明する。インターネット３０は「フ
ァイアウォール」サーバ（ＦＷＡ）を介してプライベー
ト・ネットワーク３２へ接続している。「ファイアウォ
ール」サーバはプライベート・ネットワークのコンピュ
ータ群をインターネット３０へ結合するコンピュータ
で、インターネットとの間でやり取りされるメッセージ
やデータに対する門番のように機能することが出来る。
第２のプライベート・ネットワーク４０もインターネッ
ト３０との通信用にファイアウォール・サーバ（ＦＷ
Ｂ）を介して接続している。第３のプライベート・ネッ
トワーク３６はファイアウォール・サーバ（ＦＷＣ）を
介してインターネット３０へ接続している。ファイアウ
ォール・サーバは一般的にアプリケーション・ソフトウ
ェアを実行せず、もっぱらインターネット３０とプライ
ベート・ネットワークのノードとの間で送受信するデー
タグラム通信の暗号化および復号を行なうインターネッ
ト手順（ＩＰ）サーバ・コンピュータである。図６に図
示したネットワーク・トポロジーはインターネット・ト
ポロジーの１つを現わしたものだが、本発明はインター
ネット以外のネットワークにも応用可能なキー管理方式
の改良を提供することが理解されよう。
【００５０】本明細書では、ファイアウォール間および
ノード間での通信を参照して本発明を説明する。例え
ば、ノードＩはファイアウォール（ＦＷＡ）を介してプ
ライベート・ネットワーク３２へ結合している。プライ
ベート・ネットワーク４０へ結合したノードＪは、図６
に図示してあるようにファイアウォール（ＦＷＢ）を介
してインターネット上で通信する。ノードＩとノード
Ｊ、およびファイアウォール（ＦＷＡ）と（ＦＷＢ）は
図１に図示したコンピュータなどのコンピュータを表わ
しており、各々のネットワークへ結合してある。簡略化
のためと理解を助けるため、例えば「ノードＩ」または
ファイアウォール（ＦＷＡ）による演算はネットワーク
３２に結合されたコンピュータによる演算を表わしたも
のと理解されたい。
【００５１】図６に図示した各々のファイアウォールは
データ・パケットを送信するどのファイアウォールが所
定の宛先ＩＰアドレスに相当するか分るように構成す
る。それには、ファイアウォールに特定のプライベート
・ネットワーク上にあるまたはインターネット上の別の
場所にある有効ＩＰアドレス全部のマップを提供するこ
とで実現できる。このマップはＩＰアドレス全体を含め
たアドレス接頭辞の照合の形を取ることが出来る。
【００５２】ここで図７および図８の流れ図を参照する
と、マップを用いてファイアウォールはデータ・パケッ
トがインターネット３０の公共部分を通って遠隔ノード
へ送信するものなのかを調べ、さらにこれに該当する場
合、ファイアウォールは対応する遠隔ファイアウォール
のＩＰアドレスを検索する。例えば、ノードＩがプライ
ベート・ネットワーク４０にあるノードＪへデータ・パ
ケットを送信しようとする場合を想定する。ファイアウ
ォールＦＷＡは第１にノードＪがネットワーク４０へ結
合されていることを調べ、ファイアウォールＦＷＢがそ
のネットワーク４０のサービスを行なっていることを特
定する。次に、ファイアウォールＦＷＢは本来のＩＰデ
ータ・パケット（ヘッダ部分とデータ本体）を暗号化
し、遠隔地のファイアウォールＦＷＢ宛ての暗号化ＩＰ
パケットとしてデータ・パケットを送信する。後述する
ように、暗号化はＳＫＩＰ対称パケット暗号化方式を用
いて行ない、ここで送信側と受信側のファイアウォー
ル、ＦＷＡとＦＷＢが対となっている。受信側ファイア
ウォール（ＦＷＢ）は図８に図示したステップを実行し
対応するＳＫＩＰ復号処理を完了する。ファイアウォー
ルＦＷＢは受信したパケットがさらに先のＩＰ宛てのパ
ケットであると理解し、プライベート・ネットワーク４
０内を経由して復号したデータ・パケットをノードＪあ
てに送信する。
【００５３】本来のヘッダ部分を温存しつつＩＰパケッ
トのデータ部分だけを単に暗号化するのに対向して、確
実なトンネル化（本来のＩＰパケット全体を一括する）
を行なう本発明の原理は、ＩＰパケット全体の暗号化で
ネットワーク内部のトポロジーおよびノード数を侵入者
には分からないようにするものである。侵入者は、幾つ
かのファイアウォールが相互に通信しているということ
を発見できるだけである。ネットワーク内部のどのノー
ドが一対一通信を行なっているのか、またはプライベー
ト・ネットワーク内部にあるノード数はいくつかという
情報は、外部の観測者には漏洩されない。
【００５４】ここで図９および図１０に図示した流れ図
を参照し、キー管理にＤＨ公開キー認証を用い、各々の
ＩＰ発信元ファイアウォールおよび宛先ファイアウォー
ルにディフィ・ヘルマン公開キーを用意しておくＳＫＩ
Ｐ手順を説明する。
【００５５】送信側と受信側のファイアウォールで実行
するステップの詳細については図９と図１０の流れ図、
またさらに一般的な概要については図７と図８の流れ図
を参照されたい。本明細書では、図示の目的で、図６に
図示したようにデータグラム・パケットをノードＩから
ノードＪへ送信するものとして、本発明を説明する。発
信元ノードのノードＩと、受信ノードのノードＪの選択
は任意なものであることは理解されよう。実際には両方
のノードともデータグラムを送受信することが可能であ
り、インターネット３０上の通信では多数のプライベー
ト・ネットワークに結合した多数のノードが存在してい
る。
【００５６】本発明はファイアウォールＦＷＡへプライ
ベート・ネットワーク３２上で暗号化していないデータ
グラムを送信する発信元ノードＩから説明する。初期化
時に、ＩＰ発信元ファイアウォールＦＷＡには非公開値
ａを用意しておき、公開値∝a mod p を計算する。同様
にして、ファイアウォールＦＷＢには非公開値ｂを用意
しておき、公開値∝b mod p を計算する。図示するため
に、ここではノードＩがプライベート・ネットワーク４
０に結合したノードＪと通信したいものと仮定する。図
３および図４を参照して前述したように、（ここではＫ
abはＫijに対応する）Ｋabは全てのパケットに入れて送
信したり帯域外ネゴシエーションする必要がない。単に
ＩＰパケットの発信元を検証することにより、宛先ＩＰ
ファイアウォール（例えば、ＦＷＡ）が共有する非公開
値Ｋabを計算できる。キーＫabは∝ab mod pのキーサイ
ズ低次ビットを用いて∝ab mod pから求める。
【００５７】図９および図１０の流れ図に図示してある
ように、ＳＫＩＰ手順ではキーＫabを用いてここではＫ
p とする「一時的キー」を暗号化する。一時的キーＫp
は乱数生成した値で、所定のバイト数を占有するように
設定できる。キーＫp を所定のバイト数だけ使用した
ら、安全性を強化するためキーＫp の変更を行なう。暗
号化した一時的キーＫp を使ってノードＩから受信した
データ・パケットまたはＩＰデータ・パケット群を暗号
化する。Ｋp を使った暗号化では、侵入者がアクセスす
る可能性のある永続的キーのデータ量を制限する。本発
明の好適実施例では、永続的キーのうちの一時的キーだ
けをＫabで暗号化しており、ＩＰデータ通信の暗号化に
は一時的キーを使用している。
【００５８】例えばファイアウォールＦＷＡのような非
公開値ａを用意してあるＩＰファイアウォールが、非公
開値ｂを用意してあるファイアウォールＦＷＢと初めて
通信する時点で、ファイアウォールＦＷＡは共有する非
公開値∝ab mod pを計算する。ファイアウォールＦＷＡ
はこの共有する非公開値を永続的キーＫabとしてキャッ
シュできる。ＦＷＡはキーＫp を無作意生成し、Ｋabを
使ってこのキーを暗号化する。図７の流れ図に図示して
あるように、ＦＷＡは本来のＩＰヘッダとデータを含め
たＩＰパケットをキーＫp で暗号化する。ファイアウォ
ールＦＷＡは次に暗号化したＩＰパケットを図１１に図
示したような形状の送信パケット内に取り込む。送信パ
ケットの表向きのＩＰヘッダは表向きのヘッダの内容に
ついての手順を指定している。ファイアウォールＦＷＡ
はインターネット３０上で受信側ファイアウォールＦＷ
Ｂ宛てに、送信パケットを送信する。
【００５９】ＦＷＡの外部へ送信するように図１１に図
示した送信パケットを準備するためには、受信側ファイ
アウォールＦＷＢとの通信が不要なことは理解されよ
う。さらに、ＫabをＳＫＣＳのキーとして使用している
ので、暗号化したキーＫp の長さは、パケット暗号化キ
ーの帯域内信号と組み合わせてＲＳＡ認証を使用した場
合に見られるような公開キー暗号文のブロック長（一般
に６４〜１２８バイト）に対向して、共有キー暗号文の
ブロック長（一般に８バイト）である。
【００６０】図１０に図示したように、ファイアウォー
ルＦＷＢが送信パケットを受信すると、ＦＷＢも共有非
公開値Ｋabを計算し、これを後に使用するためにキャッ
シュしておく。Ｋabを使って、Ｋp を得る。ファイアウ
ォールＦＷＢは送信パケットから暗号化されたデータ・
パケットを取り出して暗号化データを復号し、さらにこ
れをノードＪへ転送するためプライベート・ネットワー
ク３０内の適切なローカル転送機構へ送出する。
【００６１】ファイアウォールＦＷＡがパケット暗号化
キーＫp を変更すると決定した場合、受信側ファイアウ
ォールＦＷＢは公開キー演算を実行することなくこの事
実を発見できる。受信側ファイアウォールＦＷＢはキャ
ッシュしてある値Ｋabを使って暗号化されたパケットキ
ーＫp を復号し、これが共有キー暗号化システムの演算
となる。つまり、送信側（ＦＷＡ）と受信側（ＦＷＢ）
末端の通信を必要とせず、また公開キー演算を行なう必
要もなしに、パケット暗号化キーを送信側で変更するこ
とが出来る。
【００６２】ファイアウォールＦＷＡとＦＷＢは公開キ
ー署名アルゴリズムを有していない。公開キー暗号化シ
ステムによって各々のパケットに署名を行なうのは、あ
らゆる場合に負荷が強すぎることから、公開キーの署名
アルゴリズムが欠除していても大きな問題とはならない
ことが理解されよう。本発明によれば、パケットの完全
性は両者がＳＫＣＳを使用する方法で決定している。
【００６３】Ｋab値は効率面からキャッシュしておく必
要があるので、これらのキーの保護のために適切な安全
策を取る必要がある。キャッシュを行なうのに考え得る
１つの方法はこれらのキーを使って計算、保存、演算を
実行するハードウェア装置を提供することである。この
装置によれば、装置からキーを取り出すためのインタフ
ェースが存在しなくなる。このようなハードウェア装置
が図１に図示したＣＰＵブロック１３内部に組み込まれ
ることを想定している。
【００６４】ファイアウォールが署名機能のないＤＨ公
開キーだけを有している場合、そのファイアウォール自
体はＤＨ認証を発行できない。ファイアウォール認証は
認証しようとするＩＰアドレス範囲について裁量権を有
する組織ＣＡが発行する。ＰＣＡは適切な検査を行なっ
て（そのＰＣＡの方針を含む行で）、あるアドレス範囲
について裁量権を有する組織が発行した認証にこれらの
アドレスを有する個々のファイアウォールのＤＨ値を保
障する権限が与えられていることを確認する必要があ
る。この権限はＰＣＡの署名のある権限認証の形で委任
することが出来る。認証のためには、ＣＡの識別名（Ｄ
Ｎ）は裁量権を有するＩＰアドレス範囲に結合されるこ
とになる。ＣＡはＰＣＡからのＲＳＡまたはＤＳＡ認証
いずれかを有している。ある範囲のＩＰアドレスに対し
て権限を有するＣＡは従属ＣＡに対して、自分自身のキ
ーを使って別の権限認証に署名することでその範囲の一
部の権限を委譲することが出来る。このようにして権限
を与えられた組織ＣＡは認証を発行できるアドレスの範
囲で識別される。ＩＰアドレスの範囲はＩＰアドレス接
頭辞の形で認証内で識別される。
【００６５】但し本発明のキー管理手順の該実施例では
ファイアウォール装置だけが関与していることから、管
理する必要のある認証数は比較的小数である。これは本
明細書で前述したような基本的ＳＫＩＰ手順における利
点である。インターネット３０上で各種の下部組織と通
信するだけの組織では、ＤＨ認証は様々なサイトで運用
されている小数の認証権（ＣＡ）が署名することができ
る。このためにはサイト当たり１つ程度の小数のＣＡ、
またはそのサイト全体として１つのＣＡだけが存在し得
る。
【００６６】［ユーザ確認］サイトのファイアウォール
への本発明の応用は、遠隔ユーザ確認を参照して説明す
ることも出来る。本明細書で説明する第１の遠隔ユーザ
確認の応用例はユーザが既知のＩＰアドレスを有してい
る場合について（従って割り当て可能なＤＨ認証を有し
ている）のものである。例えば、ユーザがＦＷＡなどの
ファイアウォール装置でアプリケーションまたはトラン
スポート層リレーへ接続した際、アプリケーションまた
はトランスポート層リレーはプライベート・ネットワー
ク３２内部へ未確認接続を生成する。リレーはユーザ確
認を実行する。そのアプリケーションが、ｆｔｐ、ｔｅ
ｌｎｅｔなどの大半の既存アプリケーションに見られる
ような、パスワードによるユーザ確認をサポートしてい
ると仮定すれば、詳細については後述するように、暗号
化データグラム基盤の最上部にパスワードを重ねること
で強力なユーザ確認を提供できる。
【００６７】本発明において、ログインプロンプトは無
作意生成した英数字文字列を含むことが出来る。この無
作意文字列はユーザに明示的に表示される。ユーザはこ
の文字列をパスワードのフィールドへ入力し、同時にユ
ーザ自身が長期使用するパスワードも入力する。受信側
コンピュータはパスワード・フィールド内に文字列が正
しく存在しているかを検査し、ユーザ・パスワードの残
りの部分を取得する。このパスワードはさらに通常のパ
スワード確認機構を用いて検査される。
【００６８】本発明の確認方式は次のような利点を有し
ている。パスワードは、暗号化されていないデータグラ
ムが遠隔ノード（Ｉ）からファイアウォール装置（ＦＷ
Ａ）へ送信され、インターネット上へは暗号化してから
送信する。ログイン・プロンプトで無作意な文字列を提
供することにより、ユーザはログインしようとする度に
自分自身のパスワードとともに新しい文字列を入力しな
ければならない。この条件を付加することで暗号化デー
タグラムの再送による不正侵入の可能性を効果的に排除
できる。パスワードを使ってユーザ確認を提供している
ので、適切に設定されたＩＰホストに侵入者が到達でき
た場合でも、最初に入力する有効パスワードがなければ
侵入者はファイアウォール装置へ接続することが出来な
い。
【００６９】クライアント・アプリケーションは単にロ
グイン・プロンプトを表示するだけで、現行のクライア
ント・アプリケーションと同様に、ユーザは応答を示す
ように求められていることが理解されよう。この特徴
は、ＩＰ層で機能することにより、クライアント・アプ
リケーション毎にソフトウェアを変更する必要も無く、
既存のアプリケーションが自動的に利用できることか
ら、従来技術に対する大きな利点である。さらに、ＩＰ
パケット全部がインターネット上で暗号化されているの
で、受動的、能動的双方の各種侵入行為を防止でき、無
数に存在する既存のクライアント・アプリケーションに
変更を加える必要がなく、非常に高水準の安全性を提供
できる。本発明はファイアウォールで実行するので、Ｉ
Ｐ層キー管理方式を実装する必要のあるコンピュータは
ファイアウォール装置のみである。ファイアウォール内
部の装置、例えば図６のノードＩやノードＪは、既存の
ソフトウェアを実行し続けることが出来る。
【００７０】［ＩＰアドレスの動的割り当てによる遠隔
ユーザの操作］ここで図１２から図１５までを参照し、
ＩＰアドレスを動的に割り当てる場合を参照して本発明
を説明する。前節では、ユーザが既知のＩＰアドレスを
使用するものと仮定した。言い換えればＩＰアドレスと
これに対応するＤＨ認証は予め特定のファイアウォール
装置で既知と成すことが出来る。ユーザのコンピュータ
がリモート・ダイアルアップ式の接続を使用している場
合、またはその他の何らかの固定トポロジーの場合がこ
れに当てはまる。また、ユーザのコンピュータが装置を
移動できるようにする幾つかの可搬型ＩＰ手順のうちの
１つを使用しており、かつＩＰアドレスも保有している
場合もこれに当てはまる（本特許の譲受人サン・マイク
ロシステムズ社に譲受される本出願と同時出願中の１９
９３年９月２９日付米国特許出願番号第０８／１２８，
８３８号「スケーラブルで効率的なドメイン間トンネル
方式可搬型ＩＰの方法（A Scalable and Efficient Int
ra-Domain Tunneling Mobile-IP Scheme）」を参照され
たい）。
【００７１】しかし、ユーザが可搬型コンピュータを使
用しており、動的ホスト設定手順（ＤＨＣＰ）などの手
順を用いてコンピュータにＩＰアドレスを動的に割り当
てるような公衆ネットワーク機構へ接続する場合、ユー
ザのＩＰアドレスは既知ではない。このような場合、本
発明は外部ＩＰアドレスに暗号認証を付随させる代わり
に、暗号認証が内部ＩＰアドレスに付随するようなトン
ネル方式を使用する。
【００７２】図１２を参照すると、永続的ＩＰアドレス
Ｍを有し、一時的ＩＰアドレスＩＰd でネットワーク５
０へ接続した可搬型コンピュータ４９が図示してある。
図示のように、ネットワーク５０はファイアウォール
（ＦＷＸ）経由でインターネット３０上で通信するよう
に結合している。さらに、第２のプライベート・ネット
ワーク５２がファイアウォール（ＦＷＹ）経由でインタ
ーネット３０へ結合している。ここで説明のために、図
７から図１１を参照して前述したような本発明の教示を
使用して可搬型装置がネットワーク５２上のノードＲと
通信したいものと仮定する。
【００７３】図１３に図示したように、可搬型コンピュ
ータ４９は発信元ＩＰアドレスが長期使用するＩＰアド
レスＭとして対外的（暗号化していない）データ・パケ
ットを準備し、暗号認証およびリモート・アクセス用に
設定することが出来る。遠隔装置４９はこのデータ・パ
ケットをネットワーク５０上でファイアウォールＦＷＸ
へ送信する。
【００７４】図１４に図示してあるように、ファイアウ
ォールＦＷＸはデータ・パケットを受信してから、図７
から図１１までを参照して前述したＳＫＩＰ法をもちい
ＩＰデータを暗号化する。暗号化したＩＰパケットは、
発信元ＩＰアドレスとして動的割り当てのＩＰd アドレ
スを用いた送信パケットに組み込む。宛先アドレスは宛
先ファイアウォール（ＦＷＹ）のアドレスとする。送信
パケットと暗号化し組み込んだデータ・パケットの形状
は図１５に図示してある。外部と内部のＩＰヘッダの両
方で正しい組み込みおよび暗号化処理に対する適当な手
順を指定する。図１４の流れ図に示してあるように、フ
ァイアウォールＦＷＹは組み込みＩＰパケットを受信し
てこれをＳＫＩＰ方式で復号する。ファイアウォールＦ
ＷＹは復号したデータ・パケットをプライベート・ネッ
トワーク５２のローカル転送機構へ渡し、さらにプライ
ベート・ネットワーク内部の宛先ノードＲへ転送する。
【００７５】ファイアウォールＦＷＹは同じトンネル方
式を実行して動的割り当てアドレスとともにデータ・パ
ケットを可搬型コンピュータ４９へ送り返す。理解され
るように、ノードＲは第１に永続的ＩＰアドレス（Ｍ）
用のＩＰデータ・パケットを用意し、このパケットをフ
ァイアウォールＦＷＹへ転送する。ファイアウォールＦ
ＷＹはＳＫＩＰを使ってデータ・パケットを暗号化し、
一時的に動的割り当てしたＩＰアドレス（ＩＰd ）用に
送信パケット内へ組み込む。ファイアウォールＦＷＹに
よる永続的ＩＰアドレス（Ｍ）と短期間使用するＩＰア
ドレス（ＩＰd）の一時的割り当ては、この組み合わせ
を作ったＴＣＰ接続が持続する間だけ継続される。
【００７６】本明細書においては、トランスポート層ま
たはアプリケーション層リレーが存在し、この種のトン
ネル化を取り扱うことができるのはファイアウォールＦ
ＷＹだけであると仮定している。さらに、本発明はファ
イアウォールのアプリケーションまたはトランスポート
層リレーなしでも端末装置が本発明の手順を実装してい
れば作動可能である。
【００７７】図１〜図１５の幾つかの実施例を参照して
本発明を説明してきたが、前述の詳細な説明の範囲内で
多くの代替、変更、変化が成し得るものであることは理
解されよう。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明の教示を含むデータ処理システム
【図２】インターネット環境内で本発明の教示を使用す
るネットワーク方式として考え得る１形態を示す模式図
【図３】本発明の教示にしたがって、ネットワーク・ノ
ードＩからネットワーク・ノードＪへ暗号化データ・パ
ケットを送信する場合に実行するステップの流れ図
【図４】本発明の教示にしたがって、ネットワーク・ノ
ードＩからの暗号化データ・パケットをネットワーク・
ノードＪで受信する場合に実行するステップの流れ図
【図５】暗号化データグラムの送信フォーマットを示す
模式図
【図６】インターネット環境内で本発明の教示を使用す
るネットワーク方式として考え得る１形態を示す模式図
【図７】インターネット上のファイアウォール間で暗号
化データ・パケットを送信する際に実行されるステップ
の概略を示す流れ図
【図８】本発明の教示を使用して受信側ファイアウォー
ルで実行するステップの概略を示す流れ図
【図９】本発明の教示にしたがって、インターネット上
のファイアウォール（ＦＷＡ）からファイアウォール
（ＦＷＢ）へ暗号化データ・パケットを送信する際に実
行するステップの流れ図
【図１０】本発明の教示にしたがって、ファイアウォー
ル（ＦＷＡ）からの暗号化データ・パケットをファイア
ウォール（ＦＷＢ）で受信する場合に実行するステップ
の流れ図
【図１１】本発明の教示にしたがってインターネット上
のファイアウォール間で送信する暗号化組み込みデータ
・パケットを含む典型的な送信パケットの概要を示す図
【図１２】移動体データ処理装置をプライベート・ネッ
トワークへの通信に一時的に結合した場合に本発明の教
示を使用するネットワーク方式として考えられる１形態
を示す模式図
【図１３】アドレスの動的割り当てによる移動体データ
処理装置で実行するステップの流れを示す流れ図
【図１４】アドレスの動的割り当てを使用する移動体Ｉ
Ｐ装置の場合に、受信側ファイアウォールで実行するス
テップの流れを示す流れ図
【図１５】移動体データ処理装置がインターネットに結
合したファイアウォールを介して離れたノードと通信す
る場合の送信パケットと暗号化組み込みデータ・パケッ
トを示す概念図
【符号の説明】
１０ コンピュータ １２ Ｉ／Ｏ回路 １３ ＣＰＵ １４ メモリー １６ 表示装置 １７ インタフェース回路 ２２ プライベート・ネットワーク ２６ プライベート・ネットワーク ３０ プライベート・ネットワーク ４０ プライベート・ネットワーク ４９ 可搬型コンピュータ ５０ ネットワーク ５２ プライベート・ネットワーク

Claims (44)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 第１のデータ処理装置（ノードＩ）が第
    ２のデータ処理装置（ノードＪ）へデータを送信するた
    めの方法の改良であって、 前記ノードＩに非公開値ｉと公開値∝i mod p を提供す
    る段階を実行するための要素を提供する段階と、 前記ノードＪに非公開値ｊと公開値∝j mod p を提供す
    る段階を実行するための要素を提供する段階とを含み、
    さらにノードＪでディフィ・ヘルマン（ＤＨ）認証を取
    得して前記ＤＨ認証から前記公開値∝i mod p を決定す
    る段階と、 ∝ij mod pの値を計算し、前記ノードＩがさらに前記値
    ∝ij mod pからキーＫijを求める段階と、 前記キーＫijを用いて無作意生成した一時的キーＫp を
    暗号化し、前記キーＫp を使って前記ノードＪへ送信し
    ようとするデータ・パケットを暗号化する段階と、 前記キーＫp を使用して暗号化した前記パケットを前記
    ノードＩが前記ノードＪへ送信する段階を実行するため
    の要素を提供する段階とを実行するための要素を前記ノ
    ードＩが含むことを特徴とする方法。
  2. 【請求項２】 前記ノードＩからの前記データ・パケッ
    トを受信する段階を実行するための要素を提供する段階
    と、 前記ノードＩのＤＨ認証を取得して前記公開値∝i mod
    p を前記ＤＨ認証から決定する段階とを実行するための
    要素を提供する段階と、 ∝ij mod pの値を計算する段階を実行するための要素を
    提供し、前記ノードＪが前記値∝ij mod pから前記キー
    Ｋijを求める段階と、 前記キーＫijを用いて前記一時的キーＫp を復号して前
    記一時的キーＫp を用いて前記受信したデータ・パケッ
    トを復号する段階を実行するための要素を提供する段階
    とを前記ノードＪによる段階にさらに含み、 これによってノードＪはノードＩにより予め暗号化され
    た受信データを復号するように成してあることを特徴と
    する請求項１に記載の方法。
  3. 【請求項３】 前記キーＫijは∝ij mod pの低次ビット
    を使って∝ij mod pから求めるように成してあることを
    特徴とする請求項２に記載の方法。
  4. 【請求項４】 前記キーＫijは共有キー暗号化システム
    （ＳＫＣＳ）用のキーとして使用する一対の絶対非公開
    値を成すことを特徴とする請求項３に記載の方法。
  5. 【請求項５】 前記ＳＫＣＳがＤＥＳであることを特徴
    とする請求項４に記載の方法。
  6. 【請求項６】 前記ＳＫＣＳがＲＣ２であることを特徴
    とする請求項５に記載の方法。
  7. 【請求項７】 前記データ・パケットが送信元アドレス
    と、宛先アドレスと、ＳＫＣＳ識別子フィールドを含む
    ことを特徴とする請求項４に記載の方法。
  8. 【請求項８】 前記データ・パケットがさらにメッセー
    ジ識別子フィールドを含むことを特徴とする請求項７に
    記載の方法。
  9. 【請求項９】 ∝とp がシステム・パラメータであり、
    ｐが素数であることを特徴とする請求項４に記載の方
    法。
  10. 【請求項１０】 第１のデータ処理装置（ノードＩ）か
    ら第２のデータ処理装置（ノードＪ）へ送信するデータ
    を暗号化するための装置であって、 ノードＩが非公開値ｉと公開値∝i mod p を格納するた
    めの第１の記憶装置を含むことと、 ノードＪが非公開値ｊと公開値∝j mod p を格納するた
    めの第２の記憶装置を含むことと、 ノードＩはノードＪへ送信しようとするデータ・パケッ
    トを暗号化するための暗号化装置を含み、前記データ・
    パケットはノードＪが前記公開値∝i mod pを求められ
    るように第１のディフィ・ヘルマン（ＤＨ）認証を用い
    て暗号化されることと、 前記暗号化装置はさらに∝ij mod pを計算して前記値∝
    ij mod pからキーＫijを求めることと、 前記暗号化装置はＫijから無作意生成した一時的キーＫ
    p を暗号化し、前記一時的キーＫp を用いて前記データ
    ・パケットを暗号化することと、 ノードＩはさらに前記暗号化されたデータ・パケットを
    前記ノードＪへ送信するためのインタフェース回路を含
    むことを特徴とする装置。
  11. 【請求項１１】 前記ノードＩからの暗号化されたデー
    タ・パケットを受信するための受信回路と、 前記ノードＩからのデータ・パケットを復号するため前
    記受信回路に結合した復号装置とをノードＪがさらに含
    むことを特徴とする請求項１０に記載の装置。
  12. 【請求項１２】 前記復号装置は前記ノードＩについて
    の第２のＤＨ認証を取得して前記公開値∝i mod p を決
    定し、さらに∝ij mod pの値を計算するように成してあ
    り、前記復号装置はさらに∝ij mod pから前記キーＫij
    を求めることを特徴とする請求項１１に記載の装置。
  13. 【請求項１３】 前記復号装置は前記キーＫijを用いて
    前記一時的キーＫpを復号し、前記一時的キーＫp を用
    いて前記受信したデータ・パケットを復号することを特
    徴とする請求項１２に記載の装置。
  14. 【請求項１４】 前記キーＫijは∝ij mod pの低次ビッ
    トを用いて∝ij modpから求めるように成してあること
    を特徴とする請求項１３に記載の装置。
  15. 【請求項１５】 前記キーＫijは共有キー暗号化システ
    ム（ＳＫＣＳ）のキーとして使用する一対の絶対非公開
    値を成すことを特徴とする請求項１４に記載の装置。
  16. 【請求項１６】 前記データ・パケットが送信元アドレ
    スと、宛先アドレスと、ＳＫＣＳ識別子フィールドを含
    むことを特徴とする請求項１５に記載の装置。
  17. 【請求項１７】 前記データ・パケットがさらにメッセ
    ージ識別子フィールドを含むことを特徴とする請求項１
    ６に記載の装置。
  18. 【請求項１８】 ∝とp がシステム・パラメータであ
    り、ｐが素数であることを特徴とする請求項１７に記載
    の装置。
  19. 【請求項１９】 前記ＳＫＣＳがＤＥＳであることを特
    徴とする請求項１５に記載の装置。
  20. 【請求項２０】 前記ＳＫＣＳがＲＣ２であることを特
    徴とする請求項１５に記載の装置。
  21. 【請求項２１】 第１のファイアウォール・サーバ（Ｆ
    ＷＡ）に接続された第１のデータ処理装置（ノードＩ）
    と、第２のファイアウォール・サーバ（ＦＷＢ）に接続
    された第２のデータ処理装置（ノードＪ）を含むネット
    ワークであって、前記第１と第２のファイアウォール・
    サーバが前記ノードＩとノードＪ各々および前記ネット
    ワーク間に配置されたネットワークにおいて前記ノード
    Ｉから前記ノードＪへデータを送信するための方法であ
    って、 データとノードＪの宛先アドレスを含むデータ・パケッ
    トを前記ノードＩが前記ＦＷＡへ送信する段階を実行す
    るための要素を提供する段階と、 非公開値ａと公開値∝a mod p を前記ＦＷＡへ提供する
    段階を実行するための要素を提供する段階と、 非公開値ｂと公開値∝b mod p を前記ＦＷＢへ提供する
    段階を実行するための要素を提供する段階とを含み、 ＦＷＢについてのディフィ・ヘルマン（ＤＨ）認証を取
    得するためにＦＷＡを適応させ前記ＤＨ認証から前記公
    開値∝b mod p を決定する段階と、 前記ファイアウォールＦＷＡが∝ab mod pの値を計算
    し、前記ＦＷＡはさらに前記値∝ab mod pからキーＫab
    を求める段階と、 前記ファイアウォールＦＷＡは前記キーＫabを使って無
    作意生成した一時的キーＫp を暗号化し、前記キーＫp
    を使ってＦＷＢへ送信しようとする前記データ・パケッ
    トを暗号化し、前記暗号化されたデータ・パケットをＦ
    ＷＢ宛ての暗号化されていない宛先アドレスを含む送信
    パケット内に組み込む段階と、 前記ＦＷＡが前記送信パケットを前記ＦＷＢへ送信する
    段階とを前記ＦＷＡが実行することを含むことを特徴と
    する方法。
  22. 【請求項２２】 ＦＷＡからの前記送信パケットを受信
    して前記送信パケットから前記データ・パケットを取り
    出す段階を実行するための要素を提供する段階と、 前記ＦＷＡに付いてのＤＨ認証を取得して前記ＤＨ認証
    から前記公開値∝amod p を決定する段階とを実行する
    ための要素を提供する段階と、 ∝ab mod pの値を計算し、前記ＦＷＢはさらに前記値∝
    ab mod pから前記キーＫabを求める段階を実行するため
    の要素を提供する段階と、 前記キーＫabを用いて前記一時的キーＫp を復号し、前
    記一時的キーＫp を用いて前記受信した暗号化データ・
    パケットを復号する段階を実行するための要素を提供す
    る段階と、 前記復号したデータ・パケットを前記ノードＪへ送信す
    る段階を実行するための要素を提供する段階とを前記Ｆ
    ＷＢがさらに含み、 これによってＦＷＢはＦＷＡにより予め暗号化された受
    信データを復号し前記ノードＪへ前記復号したデータを
    送信するように成してあることを特徴とする請求項２１
    に記載の方法。
  23. 【請求項２３】 前記ＦＷＢは前記復号したデータ・パ
    ケット内の前記復号した宛先アドレスを使用して前記ノ
    ードＪへ前記受信したデータ・パケットを送信すること
    を特徴とする請求項２２に記載の方法。
  24. 【請求項２４】 前記キーＫabは∝ab mod pの低次ビッ
    トを使って∝ab modpから求めるように成してあること
    を特徴とする請求項２４に記載の方法。
  25. 【請求項２５】 前記キーＫabは共有キー暗号化システ
    ム（ＳＫＣＳ）用のキーとして使用する一対の絶対非公
    開値を成すことを特徴とする請求項２４に記載の方法。
  26. 【請求項２６】 ∝とp がシステム・パラメータであ
    り、ｐが素数であることを特徴とする請求項２４に記載
    の方法。
  27. 【請求項２７】 前記送信パケットはＦＷＡとして前記
    送信パケットの送信元を識別する送信元アドレスと、Ｓ
    ＫＣＳ識別子フィールドをさらに含むことを特徴とする
    請求項２６に記載の方法。
  28. 【請求項２８】 第１のファイアウォール・サーバ（Ｆ
    ＷＡ）に接続された第１のデータ処理装置（ノードＩ）
    と、第２のファイアウォール・サーバ（ＦＷＢ）に接続
    された第２のデータ処理装置（ノードＪ）を含むネット
    ワークであって、前記第１と第２のファイアウォール・
    サーバが前記ノードＩとノードＪ各々および前記ネット
    ワーク間に配置されており、 ノードＩはデータとノードＪの宛先アドレスを有するデ
    ータ・パケットを前記ＦＷＡへ送信するための送信装置
    を含むことと、 ＦＷＡは非公開値ａと公開値∝a mod p を格納するため
    の第１の記憶装置を含むことと、 ＦＷＢは非公開値ｂと公開値∝b mod p を格納するため
    の第１の記憶装置を含むことと、 ＦＷＡはＦＷＢへ送信しようとする前記データ・パケッ
    トを暗号化するための暗号化装置を含み、前記データ・
    パケットはＦＷＢが前記公開値∝b mod p を求められる
    ように第１のディフィ・ヘルマン（ＤＨ）認証を用いて
    暗号化されることと、 前記暗号化装置はさらに∝ab mod pの値を計算して前記
    値∝ab mod pからキーＫabを求めることと、 前記暗号化装置はＫabから無作意作成した一時的キーＫ
    p を暗号化し、前記一時的キーＫp を用いて前記データ
    ・パケットを暗号化することと、 前記暗号化されたデータ・パケットは送信パケット内に
    組み込まれ、前記送信パケットは暗号化していないＦＷ
    Ｂの宛先アドレスを含むことと、 ＦＷＡは前記ネットワーク上で前記ＦＷＢへ前記送信パ
    ケットを送信するためのインタフェース回路を含むこと
    を特徴とするネットワーク。
  29. 【請求項２９】 ＦＷＡからの前記送信パケットを受信
    するためと前記送信パケットから前記データ・パケット
    を取り出すための受信回路と、 前記データ・パケットを復号するため前記受信回路に結
    合した復号装置とを前記ＦＷＢがさらに含むことを特徴
    とする請求項２８に記載のネットワーク。
  30. 【請求項３０】 前記復号装置は前記ＦＷＡについての
    第２のＤＨ認証を取得して前記公開値∝a mod p を決定
    し、さらに∝ab mod pの値を計算することと、前記復号
    装置がさらに前記∝ab mod pから前記キーＫabを求める
    ように成してあることを特徴とする請求項２９に記載の
    ネットワーク。
  31. 【請求項３１】 前記復号装置は前記キーＫabを用いて
    前記一時的キーＫpを復号し、前記一時的キーＫp を用
    いて前記受信したデータ・パケットを復号することを特
    徴とする請求項３０に記載のネットワーク。
  32. 【請求項３２】 前記キーＫabは∝ab mod pの低次ビッ
    トを用いて∝ab modpから求めるように成してあること
    を特徴とする請求項３１に記載のネットワーク。
  33. 【請求項３３】 前記キーＫabは共有キー暗号化システ
    ム（ＳＫＣＳ）のキーとして使用する一対の絶対非公開
    値を成すことを特徴とする請求項３２に記載のネットワ
    ーク。
  34. 【請求項３４】 ∝とp がシステム・パラメータであ
    り、ｐが素数であることを特徴とする請求項３３に記載
    のネットワーク。
  35. 【請求項３５】 永続的アドレスＭと一時的アドレスＩ
    Ｐd とを有する可搬型データ処理装置（装置Ｍ）を含み
    前記装置Ｍは第１のファイアウォール・サーバ（ＦＷ
    Ｘ）へ結合され、第２のデータ処理装置（装置Ｒ）が第
    ２のファイアウォール・サーバ（ＦＷＹ）へ結合され、
    前記第１と第２のファイアウォール・サーバは前記各々
    の装置ＭとＲの間に配置されるネットワークにおいて、
    前記装置Ｍから前記装置Ｒへデータを送信するための方
    法であって、 前記装置Ｍがデータと、装置Ｒの宛先アドレスと、前記
    永続的アドレスＭを含むデータ・パケットを前記ファイ
    アウォールＦＷＸへ送信する段階と、 非公開値ｘと、公開値∝x mod p を前記ＦＷＸに提供す
    る段階と、 非公開値ｙと、公開値∝y mod p を前記ＦＷＹに提供す
    る段階とを含み、 ＦＷＹについてのディフィ・ヘルマン（ＤＨ）認証を取
    得して前記ＤＨ認証から前記公開値∝y mod p を決定す
    る段階と、 ∝xy mod pの値を計算し、前記ＦＷＸがさらに前記値∝
    xy mod pからキーＫxyを求める段階と、 前記キーＫxyを用いて無作意生成した一時的キーＫp を
    暗号化し、前記キーＫp を用いてＦＷＹへ送信しようと
    する前記データ・パケットを暗号化し、暗号化していな
    いＦＷＹの宛先アドレスと送信元アドレスとして前記一
    時的アドレスＩＰd を含む送信パケット内に前記暗号化
    したデータ・パケットを組み込む段階と、 前記ＦＷＸが前記送信パケットを前記ＦＷＹへ送信する
    段階とを前記ＦＷＸが実行することを含むことを特徴と
    する方法。
  36. 【請求項３６】 ＦＷＸからの前記送信パケットを受信
    して前記送信パケットから前記データ・パケットを取り
    出す段階と、 前記ＦＷＸについてのＤＨ認証を取得して前記ＤＨ認証
    から前記公開値∝xmod p を決定する段階と、 ∝xy mod pの値を計算し、前記ＦＷＹは前記値∝xy mod
    pから前記キーＫxyをさらに求める段階と、 前記キーＫxyを用いて前記一時的キーＫp を復号し、前
    記一時的キーＫp を用いて前記受信した暗号化データ・
    パケットを復号する段階と、 前記復号したデータ・パケットを前記装置Ｒへ送信する
    段階とを前記ＦＷＹがさらに含み、 これによってＦＷＹはＦＷＸで予め暗号化された受信デ
    ータを復号し、前記復号したデータを前記装置Ｒへ送信
    するように成してあることを特徴とする請求項３５に記
    載の方法。
  37. 【請求項３７】 前記キーＫxyは∝xy mod pの低次ビッ
    トを用いて∝xy modpから求めるように成してあること
    を特徴とする請求項３６に記載の方法。
  38. 【請求項３８】 前記キーＫxyは共有キー暗号化システ
    ム（ＳＫＣＳ）のキーとして使用する一対の絶対非公開
    値を成すことを特徴とする請求項３７に記載の方法。
  39. 【請求項３９】 ∝とｐがシステム・パラメータであ
    り、ｐが素数であることを特徴とする請求項３８に記載
    の方法。
  40. 【請求項４０】 永続的アドレスＭと一時的アドレスＩ
    Ｐd とを有する可搬型データ処理装置（装置Ｍ）を含み
    前記装置Ｍは第１のファイアウォール・サーバ（ＦＷ
    Ｘ）へ結合され、第２のデータ処理装置（装置Ｒ）が第
    ２のファイアウォール・サーバ（ＦＷＹ）へ結合され、
    前記第１と第２のファイアウォール・サーバは前記各々
    の装置ＭとＲの間に配置されるネットワークであって、 装置Ｍはデータと装置Ｒの宛先アドレスを含むデータ・
    パケットと、前記長期使用するアドレスＭを前記ファイ
    アウォールＦＷＸへ送信するための送信装置を含むこと
    と、 ＦＷＸは非公開値ｘと公開値∝x mod p を格納するため
    の第１の記憶装置を含むことと、 ＦＷＹは非公開値ｙと公開値∝y mod p を格納するため
    の第２の記憶装置を含むことと、 ＦＷＸはＦＷＹへ送信しようとする前記データ・パケッ
    トを暗号化するための暗号化装置を含み、前記データ・
    パケットはＦＷＹが前記公開値∝y mod p を求められる
    ようにディフィ・ヘルマン（ＤＨ）認証を用いて暗号化
    され、前記暗号化装置はさらに∝xy mod pの値を計算し
    て前記値∝xy mod pからキーＫxyを求めることと、 前記暗号化装置は無作意作製した一時的キーＫp を暗号
    化し、前記一時的キーＫp を用いて前記データ・パケッ
    トを暗号化することと、 前記暗号化されたデータ・パケットはＦＷＹの暗号化さ
    れていない宛先アドレスと送信元アドレスとして前記一
    時的アドレスＩＰd を含む送信パケット内に組み込まれ
    ることと、 ＦＷＸは前記ネットワーク上で前記送信パケットを前記
    ＦＷＹへ送信するためのインタフェース回路をさらに含
    むことを特徴とするネットワーク。
  41. 【請求項４１】 ＦＷＸからの前記送信パケットを受信
    するためと前記送信パケットから前記データ・パケット
    を取り出すための受信回路と、 前記データ・パケットを復号するため前記受信回路に結
    合した復号装置とを前記ＦＷＹがさらに含むことを特徴
    とする請求項４０に記載のネットワーク。
  42. 【請求項４２】 前記復号装置は前記ＦＷＸについての
    第２のＤＨ認証を取得して前記公開値∝x mod p を決定
    し、さらに∝xy mod pの値を計算することと、前記復号
    装置がさらに前記∝xy mod pから前記キーＫxyを求める
    ように成してあることを特徴とする請求項４１に記載の
    ネットワーク。
  43. 【請求項４３】 前記復号装置は前記キーＫxyを用いて
    前記一時的キーＫpを復号し、前記一時的キーＫp を用
    いて前記受信したデータ・パケットを復号することを特
    徴とする請求項４１に記載のネットワーク。
  44. 【請求項４４】 前記キーＫxyは∝xy mod pの低次ビッ
    トを用いて∝xy modpから求めるように成してあること
    を特徴とする請求項４１に記載のネットワーク。
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