JPH11215115A - 暗号同報通信方法、その装置およびプログラム記録媒体 - Google Patents
暗号同報通信方法、その装置およびプログラム記録媒体Info
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- JPH11215115A JPH11215115A JP10012957A JP1295798A JPH11215115A JP H11215115 A JPH11215115 A JP H11215115A JP 10012957 A JP10012957 A JP 10012957A JP 1295798 A JP1295798 A JP 1295798A JP H11215115 A JPH11215115 A JP H11215115A
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 復号結果が同一内容であることを保証する。
【解決手段】 送信端末で乱数ＴでＧ＝ｇT ｍｏｄ
ｐを求め（１−２）、ＧでメッセージＭを暗号化し（１
−３）、各受信端末Ｒｉ（ｉ＝１，…，Ｎ）の公開鍵Ｙ
ｉについてＷｉ＝ＹｉT ｍｏｄ ｐを求め、乱数ｒを
用いて各ＹｉについてＡｉ＝Ｙｉr ｍｏｄ ｐを求め
（３−２）、ハッシュ演算ｃ＝ｈ（Ａ１，…，ＡＮ）を
行い（３−３）、ｓ＝ｒ−ｃＴ ｍｏｄ ｑを求め（３
−５）、暗号文Ｅ、Ｗ１〜ＷＮ、ｃ、ｓを各Ｒｉへ送
り、各ＲｉはＢｉ＝ＹｉS Ｗｉcｍｏｄ ｐを求め、
ｅ＝ｈ（Ｂ１，…ＢＮ）を求め、ｅ＝ｃの時のみ、Ｈ＝
Ｗｉ 1/Xi ｍｏｄ ｐ（Ｘｉ：秘密鍵）を求めＨでＥを
復号する。
ｐを求め（１−２）、ＧでメッセージＭを暗号化し（１
−３）、各受信端末Ｒｉ（ｉ＝１，…，Ｎ）の公開鍵Ｙ
ｉについてＷｉ＝ＹｉT ｍｏｄ ｐを求め、乱数ｒを
用いて各ＹｉについてＡｉ＝Ｙｉr ｍｏｄ ｐを求め
（３−２）、ハッシュ演算ｃ＝ｈ（Ａ１，…，ＡＮ）を
行い（３−３）、ｓ＝ｒ−ｃＴ ｍｏｄ ｑを求め（３
−５）、暗号文Ｅ、Ｗ１〜ＷＮ、ｃ、ｓを各Ｒｉへ送
り、各ＲｉはＢｉ＝ＹｉS Ｗｉcｍｏｄ ｐを求め、
ｅ＝ｈ（Ｂ１，…ＢＮ）を求め、ｅ＝ｃの時のみ、Ｈ＝
Ｗｉ 1/Xi ｍｏｄ ｐ（Ｘｉ：秘密鍵）を求めＨでＥを
復号する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】この発明は同一内容のメッセ
ージを暗号化して複数の端末へ送信する暗号同報通信方
法及びその装置に関し、特に、受信端末の１つとして鍵
供託機関端末が含まれる鍵供託システムに適用して、鍵
供託機関端末が他の受信端末と同一の復号結果を得られ
ることを保証する方法および装置、そのプログラム記録
媒体に関する。
ージを暗号化して複数の端末へ送信する暗号同報通信方
法及びその装置に関し、特に、受信端末の１つとして鍵
供託機関端末が含まれる鍵供託システムに適用して、鍵
供託機関端末が他の受信端末と同一の復号結果を得られ
ることを保証する方法および装置、そのプログラム記録
媒体に関する。
【０００２】
【従来の技術】ある送信メッセージＭを複数の受信者だ
けに送信する暗号同報通信の場合、公開鍵暗号を用い
て、各受信者の公開鍵をＹｉ、秘密鍵をＸｉとして、送
信者は各受信人の公開鍵ＹｉでＭを暗号化してＥｉを
得、Ｅｉを各受信人へ送付すればよい。長いメッセージ
を送信する場合には、発信人はランダムに生成したセッ
ション鍵Ｓで、ＦＥＡＬ、ＤＥＳといった高速な共通鍵
暗号によってＭを暗号化し、そのセッション鍵Ｓを前述
のようにＹｉで暗号化して送付する。
けに送信する暗号同報通信の場合、公開鍵暗号を用い
て、各受信者の公開鍵をＹｉ、秘密鍵をＸｉとして、送
信者は各受信人の公開鍵ＹｉでＭを暗号化してＥｉを
得、Ｅｉを各受信人へ送付すればよい。長いメッセージ
を送信する場合には、発信人はランダムに生成したセッ
ション鍵Ｓで、ＦＥＡＬ、ＤＥＳといった高速な共通鍵
暗号によってＭを暗号化し、そのセッション鍵Ｓを前述
のようにＹｉで暗号化して送付する。
【０００３】鍵供託システムは、暗号通信の犯罪等での
乱用を防ぐ為に、鍵供託機関が法執行対象者による暗号
通信を傍受して復号することを可能とするシステムであ
る。種々の方法が提案されており、例えば、日本銀行金
融研究所岩下氏、宇根氏による「キーリカバリー構想を
巡る最近の情勢について」IMES Discussion Paper No.
97-J-8に詳しく記載されている。
乱用を防ぐ為に、鍵供託機関が法執行対象者による暗号
通信を傍受して復号することを可能とするシステムであ
る。種々の方法が提案されており、例えば、日本銀行金
融研究所岩下氏、宇根氏による「キーリカバリー構想を
巡る最近の情勢について」IMES Discussion Paper No.
97-J-8に詳しく記載されている。
【０００４】鍵供託システムに同報通信を応用する場
合、送信者はメッセージＭ（あるいはセッション鍵Ｓ）
を受信者の公開鍵Ｙｉおよび、鍵供託機関の公開鍵Ｙａ
で暗号化して得たＥｉ、Ｅａの両方を受信者へ送信する
ことを義務づけられる。送信者が正しく動作する限り、
受信者と鍵供託機関はそれぞれＥｉおよびＥａから同一
のメッセージあるいはセッション鍵を復号する事ができ
る。
合、送信者はメッセージＭ（あるいはセッション鍵Ｓ）
を受信者の公開鍵Ｙｉおよび、鍵供託機関の公開鍵Ｙａ
で暗号化して得たＥｉ、Ｅａの両方を受信者へ送信する
ことを義務づけられる。送信者が正しく動作する限り、
受信者と鍵供託機関はそれぞれＥｉおよびＥａから同一
のメッセージあるいはセッション鍵を復号する事ができ
る。
【０００５】
【発明が解決しようとする課題】しかし、前記従来技術
では各受信人は他の受信人が自分と同一のメッセージを
受信したかどうかを各受信人の間の連絡なしに確認する
ことはできない。即ち、鍵供託システムの場合に於いて
は、送信者の不正な動作により、鍵供託機関が復号して
得る内容と受信者が復号して得る内容とが異なり、法執
行が正常に行われない可能性がある。
では各受信人は他の受信人が自分と同一のメッセージを
受信したかどうかを各受信人の間の連絡なしに確認する
ことはできない。即ち、鍵供託システムの場合に於いて
は、送信者の不正な動作により、鍵供託機関が復号して
得る内容と受信者が復号して得る内容とが異なり、法執
行が正常に行われない可能性がある。
【０００６】この点に鑑み、この発明は全ての受信者が
復号した結果が同一の内容になることを保証する、ある
いは不正が行われた場合にはこれを検出することがで
き、送信者の不正を防ぐ暗号同報通信方法および装置を
提供することを目的とする。
復号した結果が同一の内容になることを保証する、ある
いは不正が行われた場合にはこれを検出することがで
き、送信者の不正を防ぐ暗号同報通信方法および装置を
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】この発明によればメッセ
ージＭを暗号化鍵Ｔで暗号化して暗号化文Ｅとし、各受
信端末Ｒｉ（ｉ＝１，…，Ｎ）は互いに異なる秘密鍵で
暗号化文Ｅを同一のメッセージＭとして復号できるこ
と、また各受信端末Ｒｉで受信された暗号化文Ｅは同一
の暗号化鍵Ｔにより暗号化されたことを保証する証明書
Ｚを作成して、少くとも受信端末へ送る。受信端末では
証明書Ｚを検証することにより、復号したメッセージＭ
が他の受信端末と同一であること、あるいは、他の受信
端末へ送られた暗号化文Ｅの作成に用いた同一暗号化鍵
Ｔであることを確認することができる。
ージＭを暗号化鍵Ｔで暗号化して暗号化文Ｅとし、各受
信端末Ｒｉ（ｉ＝１，…，Ｎ）は互いに異なる秘密鍵で
暗号化文Ｅを同一のメッセージＭとして復号できるこ
と、また各受信端末Ｒｉで受信された暗号化文Ｅは同一
の暗号化鍵Ｔにより暗号化されたことを保証する証明書
Ｚを作成して、少くとも受信端末へ送る。受信端末では
証明書Ｚを検証することにより、復号したメッセージＭ
が他の受信端末と同一であること、あるいは、他の受信
端末へ送られた暗号化文Ｅの作成に用いた同一暗号化鍵
Ｔであることを確認することができる。
【０００８】この発明の実施例によると、大きな素数を
ｐとし、ｑはｐ−１を割り切る数とする。また、ｇをｐ
が作る乗法群の位数ｑの元（ｊがｑ−１の倍数である時
のみｇj ｍｏｄ ｐが１とする数）とする。ハッシュ
関数をｈとする。ハッシュ関数ｈは二つの入力Ａ、Ｂに
対して、ＡとＢが等しい場合には常にｈ（Ａ）＝ｈ
（Ｂ）となり、一方、Ａだけが与えられた場合にｈ
（Ａ）と等しいｈ（Ｂ）となるようなＢを探すことは計
算量的に困難であるような関数である。このような性質
を持つ関数の現実的な実装についてはＭＤ５やＮ−Ｈａ
ｓｈなどの例があり、岡本龍明、山本博資著、“現代暗
号”（産業図書）に詳しく記載されている。
ｐとし、ｑはｐ−１を割り切る数とする。また、ｇをｐ
が作る乗法群の位数ｑの元（ｊがｑ−１の倍数である時
のみｇj ｍｏｄ ｐが１とする数）とする。ハッシュ
関数をｈとする。ハッシュ関数ｈは二つの入力Ａ、Ｂに
対して、ＡとＢが等しい場合には常にｈ（Ａ）＝ｈ
（Ｂ）となり、一方、Ａだけが与えられた場合にｈ
（Ａ）と等しいｈ（Ｂ）となるようなＢを探すことは計
算量的に困難であるような関数である。このような性質
を持つ関数の現実的な実装についてはＭＤ５やＮ−Ｈａ
ｓｈなどの例があり、岡本龍明、山本博資著、“現代暗
号”（産業図書）に詳しく記載されている。
【０００９】送信端末と全ての受信端末Ｒ１，…，ＰＮ
は共通のシステムパラメータとしてｐ，ｑ，ｇ，を保持
しており、更に各受信端末は予め固有の秘密鍵ＸｉとＹ
ｉ＝ｇxi ｍｏｄ ｐを満たす公開鍵Ｙｉを生成してお
り、各端末は全ての受信端末の公開鍵を保持しているも
のとする。まず、送信端末は乱数Ｔを生成し、ｇT ｍ
ｏｄ ｐを計算し、結果をＧとする。このＧを暗号化秘
密鍵として用い、メッセージＭを暗号化する。暗号化手
順はＦＥＡＬやＤＥＳなどの共通鍵暗号を用いても、Ｅ
ｌＧａｍａｌなどの公開鍵暗号を用いてもよい。次に送
信端末は各受信端末の公開鍵Ｙｉに対してそれぞれＹｉ
T ｍｏｄ ｐを計算し、結果をＷｉとする。
は共通のシステムパラメータとしてｐ，ｑ，ｇ，を保持
しており、更に各受信端末は予め固有の秘密鍵ＸｉとＹ
ｉ＝ｇxi ｍｏｄ ｐを満たす公開鍵Ｙｉを生成してお
り、各端末は全ての受信端末の公開鍵を保持しているも
のとする。まず、送信端末は乱数Ｔを生成し、ｇT ｍ
ｏｄ ｐを計算し、結果をＧとする。このＧを暗号化秘
密鍵として用い、メッセージＭを暗号化する。暗号化手
順はＦＥＡＬやＤＥＳなどの共通鍵暗号を用いても、Ｅ
ｌＧａｍａｌなどの公開鍵暗号を用いてもよい。次に送
信端末は各受信端末の公開鍵Ｙｉに対してそれぞれＹｉ
T ｍｏｄ ｐを計算し、結果をＷｉとする。
【００１０】このＷｉがＴを用いて上記のように作成さ
れたことを証明する証明書Ｚとして、発信端末は以下の
ように証明書を作成する。即ち、まず乱数ｒを生成し、
各受信端末の公開鍵Ｙｉに対してＹｉr ｍｏｄ ｐを
計算してその結果をＡｉとする。次に全てのＡｉをハッ
シュ関数ｈへ入力してｃ＝ｈ（Ａ１，…，ＡＮ）を計算
する。更に、ｒ−ｃＴ ｍｏｄ ｑを計算して結果をｓ
とする。このｃとｓを証明書Ｚとする。以上の計算結果
をもって、送信端末はＥ、Ｗ１，…，ＷＮ，ｃ，ｓ，を
全ての受信端末へ送付する。
れたことを証明する証明書Ｚとして、発信端末は以下の
ように証明書を作成する。即ち、まず乱数ｒを生成し、
各受信端末の公開鍵Ｙｉに対してＹｉr ｍｏｄ ｐを
計算してその結果をＡｉとする。次に全てのＡｉをハッ
シュ関数ｈへ入力してｃ＝ｈ（Ａ１，…，ＡＮ）を計算
する。更に、ｒ−ｃＴ ｍｏｄ ｑを計算して結果をｓ
とする。このｃとｓを証明書Ｚとする。以上の計算結果
をもって、送信端末はＥ、Ｗ１，…，ＷＮ，ｃ，ｓ，を
全ての受信端末へ送付する。
【００１１】このとき、送信端末から受信端末への通信
路は、全ての受信端末が同一の内容を受信できる通信路
であるとする。このような通信路の具体例は、テレビ電
波のような放送型通信路である。別の具体例として、書
込のみが許されるような公共掲示板を利用する手法も挙
げられる。後者の場合には、受信端末が能動的に掲示板
を読み込むことで受信動作を行う。
路は、全ての受信端末が同一の内容を受信できる通信路
であるとする。このような通信路の具体例は、テレビ電
波のような放送型通信路である。別の具体例として、書
込のみが許されるような公共掲示板を利用する手法も挙
げられる。後者の場合には、受信端末が能動的に掲示板
を読み込むことで受信動作を行う。
【００１２】送信端末からのデータを受信した後、各受
信端末では、受信した暗号文から復号されるメッセージ
が全ての端末で同一になることを検証するために、以下
の計算を行う。まず、Ｙｉs Ｗｉc ｍｏｄ ｐを計
算し、結果をＢｉとする。全ての計算およびデータ送受
信が正常に行われた場合、Ｂｉ＝Ｙｉs Ｗｉc ｍｏ
ｄ ｐ＝Ｙｉ(r-cT)（ＹｉT ）c ＝Ｙｉr ＝Ａｉとな
り、各Ｂｉは各Ａｉと一致する。次に全てのＢｉをハッ
シュ関数ｈへ入力してｅ＝ｈ（Ｂ１，…，ＢＮ）を計算
する。ＢｉがＡｉと等しい場合には、ハッシュ結果ｅは
ｃと一致するため、このハッシュ結果ｅと受信したｃを
比較し、同一ならば証明書は正常であると見なす。ｅと
ｃが一致しない場合は、証明書が不正であるとして終了
する。検証結果が正常の場合は、各Ｗｉは同一のＴに対
してＹｉT ｍｏｄ ｐを満たすことが保証される為、
各端末の秘密鍵Ｘｉを用いてＷｉ1/Xi ｍｏｄ ｐを計
算した結果ＨはＷｉ1/Xi ｍｏｄ ｐ＝（Ｙｉ1/Xi）T
＝（ｇXi）1/Xi）T ＝ｇTｍｏｄ ｐとなり、全てｇT
ｍｏｄ ｐに等しい。このＨを復号鍵とし、送信端末
の暗号手順に対応する復号手順でＥを復号し、メッセー
ジＭを得ることにより、全受信端末が同一のメッセージ
を受け取ることが保証される。
信端末では、受信した暗号文から復号されるメッセージ
が全ての端末で同一になることを検証するために、以下
の計算を行う。まず、Ｙｉs Ｗｉc ｍｏｄ ｐを計
算し、結果をＢｉとする。全ての計算およびデータ送受
信が正常に行われた場合、Ｂｉ＝Ｙｉs Ｗｉc ｍｏ
ｄ ｐ＝Ｙｉ(r-cT)（ＹｉT ）c ＝Ｙｉr ＝Ａｉとな
り、各Ｂｉは各Ａｉと一致する。次に全てのＢｉをハッ
シュ関数ｈへ入力してｅ＝ｈ（Ｂ１，…，ＢＮ）を計算
する。ＢｉがＡｉと等しい場合には、ハッシュ結果ｅは
ｃと一致するため、このハッシュ結果ｅと受信したｃを
比較し、同一ならば証明書は正常であると見なす。ｅと
ｃが一致しない場合は、証明書が不正であるとして終了
する。検証結果が正常の場合は、各Ｗｉは同一のＴに対
してＹｉT ｍｏｄ ｐを満たすことが保証される為、
各端末の秘密鍵Ｘｉを用いてＷｉ1/Xi ｍｏｄ ｐを計
算した結果ＨはＷｉ1/Xi ｍｏｄ ｐ＝（Ｙｉ1/Xi）T
＝（ｇXi）1/Xi）T ＝ｇTｍｏｄ ｐとなり、全てｇT
ｍｏｄ ｐに等しい。このＨを復号鍵とし、送信端末
の暗号手順に対応する復号手順でＥを復号し、メッセー
ジＭを得ることにより、全受信端末が同一のメッセージ
を受け取ることが保証される。
【００１３】
【発明の実施の形態】実施例１ この発明の実施例１が適用されるシステム構成例を図１
に示す。送信端末１１がメッセージＭをＮ台の受信端末
Ｒ１，Ｒ２，…，ＲＮに放送型通信路１２を通じて送信
する。
に示す。送信端末１１がメッセージＭをＮ台の受信端末
Ｒ１，Ｒ２，…，ＲＮに放送型通信路１２を通じて送信
する。
【００１４】大きな素数をｐとし、ｑはｐ−１を割り切
る数とし、ｇをｐが作る乗法群の位数ｑの元とする。こ
のｇ、ｐに関するべき乗剰余関係Ｙｉ＝ｇXi ｍｏｄ
ｐを満たすＸｉとＹｉをそれぞれ受信端末Ｒｉ（ｉ＝
１，…，Ｎ）の秘密鍵および公開鍵とし、各受信端末Ｒ
ｉは固有の秘密鍵、公開鍵対をメモリに保持する。ま
た、全ての端末１１とＲｉの各メモリにはｐ，ｑ，ｇ，
および全ての受信端末Ｒｉの公開鍵Ｙｉが格納されてい
るものとする。
る数とし、ｇをｐが作る乗法群の位数ｑの元とする。こ
のｇ、ｐに関するべき乗剰余関係Ｙｉ＝ｇXi ｍｏｄ
ｐを満たすＸｉとＹｉをそれぞれ受信端末Ｒｉ（ｉ＝
１，…，Ｎ）の秘密鍵および公開鍵とし、各受信端末Ｒ
ｉは固有の秘密鍵、公開鍵対をメモリに保持する。ま
た、全ての端末１１とＲｉの各メモリにはｐ，ｑ，ｇ，
および全ての受信端末Ｒｉの公開鍵Ｙｉが格納されてい
るものとする。
【００１５】発信人の送信端末１１は図３に示す機能構
成により、図４に示すように、以下のステップを実行す
る。ステップ１：メモリ２１からメッセージＭを暗号化
部２２へ入力し、暗号化部２２では乱数生成器２３を駆
動して乱数Ｔを得、これを暗号化鍵とし（１−１）べき
乗剰余演算器２４を駆動してｇT ｍｏｄ ｐを計算す
る（１−２）。べき乗剰余演算器２４の出力Ｇおよびメ
ッセージＭを暗号化器２５へ入力してＧでＭを暗号化し
て暗号文Ｅを得（１−３）、ＥおよびＴをメモリ２１へ
格納する（１−４）。
成により、図４に示すように、以下のステップを実行す
る。ステップ１：メモリ２１からメッセージＭを暗号化
部２２へ入力し、暗号化部２２では乱数生成器２３を駆
動して乱数Ｔを得、これを暗号化鍵とし（１−１）べき
乗剰余演算器２４を駆動してｇT ｍｏｄ ｐを計算す
る（１−２）。べき乗剰余演算器２４の出力Ｇおよびメ
ッセージＭを暗号化器２５へ入力してＧでＭを暗号化し
て暗号文Ｅを得（１−３）、ＥおよびＴをメモリ２１へ
格納する（１−４）。
【００１６】ステップ２：ＴおよびＹｉをメモリ２１か
ら読出して公開情報生成部２０へ入力し、そのべき乗剰
余演算器２７を駆動してＹｉT ｍｏｄ ｐを計算し、
その結果Ｗｉを復号用公開情報としてメモリ２１に格納
する（２−２）。この動作を全ての受信端末Ｒ１〜ＲＮ
の公開鍵Ｙ１〜ＹＮに対して行う。ステップ３：メモリ
２１からＴおよび全ての受信端末の公開鍵Ｙ１，…，Ｙ
Ｎを取出して証明書作成部２８へ入力し、証明書作成部
２８内で乱数生成器２９を駆動して乱数ｒを生成した後
（３−１）、ｒおよび各Ｙｉを順次べき乗剰余演算器３
１へ入力してＹｉr ｍｏｄ ｐを計算して結果Ａ１，
…，ＡＮを得る（３−２）。次にＡ１，…，ＡＮをハッ
シュ演算器３２へ入力してｈ（Ａ１，…，ＡＮ）を計算
し（３−３）、その出力ｃとＴを剰余乗算器３３へ入力
し、ｃＴ ｍｏｄ ｑを計算し（３−４）、その計算結
果を、剰余減算器３４でｒから引算し（３−５）その結
果ｓとｃと証明書Ｚとしてメモリ２１へ格納する（３−
６）。
ら読出して公開情報生成部２０へ入力し、そのべき乗剰
余演算器２７を駆動してＹｉT ｍｏｄ ｐを計算し、
その結果Ｗｉを復号用公開情報としてメモリ２１に格納
する（２−２）。この動作を全ての受信端末Ｒ１〜ＲＮ
の公開鍵Ｙ１〜ＹＮに対して行う。ステップ３：メモリ
２１からＴおよび全ての受信端末の公開鍵Ｙ１，…，Ｙ
Ｎを取出して証明書作成部２８へ入力し、証明書作成部
２８内で乱数生成器２９を駆動して乱数ｒを生成した後
（３−１）、ｒおよび各Ｙｉを順次べき乗剰余演算器３
１へ入力してＹｉr ｍｏｄ ｐを計算して結果Ａ１，
…，ＡＮを得る（３−２）。次にＡ１，…，ＡＮをハッ
シュ演算器３２へ入力してｈ（Ａ１，…，ＡＮ）を計算
し（３−３）、その出力ｃとＴを剰余乗算器３３へ入力
し、ｃＴ ｍｏｄ ｑを計算し（３−４）、その計算結
果を、剰余減算器３４でｒから引算し（３−５）その結
果ｓとｃと証明書Ｚとしてメモリ２１へ格納する（３−
６）。
【００１７】ステップ４：Ｅ，Ｗ１，…，ＷＮ，ｃ，
ｓ，を全ての受信端末Ｒｉへ送付する（４−１）。図５
に受信端末Ｒｉの機能的構成を示し、その動作の流れを
図６に示す。受信端末Ｒｉは送信端末１１からの前記デ
ータを受信した後、以下のステップを実行する。
ｓ，を全ての受信端末Ｒｉへ送付する（４−１）。図５
に受信端末Ｒｉの機能的構成を示し、その動作の流れを
図６に示す。受信端末Ｒｉは送信端末１１からの前記デ
ータを受信した後、以下のステップを実行する。
【００１８】ステップ５：送信端末１１より受信された
メモリ４１に格納されたＷ１，…，ＷＮ，ｃ，ｓ，およ
びＹ１，…，ＹＮ、をメモリ４１から読出して証明書検
証部４２へ入力する。証明書検証部４２内でべき乗剰余
演算器４３を駆動して各Ｙｉ，Ｗｉに対して順次Ｙｉs
ＷｉC ｍｏｄ ｐを計算し（５−１）、これらの結
果Ｂ１，…，ＢＮをハッシュ演算器４４へ入力してｈ
（Ｂ１，…，ＢＮ）を計算し（５−２）、その出力ｅと
ｃとを比較器４５へ入力し、ｅとｃが一致しなかった場
合にはＮＧを出力して停止し、一致した場合には次のス
テップへ進む（５−３）。
メモリ４１に格納されたＷ１，…，ＷＮ，ｃ，ｓ，およ
びＹ１，…，ＹＮ、をメモリ４１から読出して証明書検
証部４２へ入力する。証明書検証部４２内でべき乗剰余
演算器４３を駆動して各Ｙｉ，Ｗｉに対して順次Ｙｉs
ＷｉC ｍｏｄ ｐを計算し（５−１）、これらの結
果Ｂ１，…，ＢＮをハッシュ演算器４４へ入力してｈ
（Ｂ１，…，ＢＮ）を計算し（５−２）、その出力ｅと
ｃとを比較器４５へ入力し、ｅとｃが一致しなかった場
合にはＮＧを出力して停止し、一致した場合には次のス
テップへ進む（５−３）。
【００１９】ステップ６：その受信端末Ｒｉはメモリ４
１からＥ，Ｗｉ，およびＸｉを復号化部４７へ入力す
る。復号化部４７内でべき乗剰余演算器４８を駆動して
Ｗｉ(1 /Xi) ｍｏｄ ｐを計算し（６−１）、その計算
結果ＨとＥとを復号化器４９へ入力してＥとＨを復号化
して復号結果をＭとし、Ｍをメモリ４１へ格納する（６
−２）。実施例２ 実施例２が適用されるシステム構成例を図２に示す。送
信端末１１は公衆通信路１３を介して受信端末１４に接
続され、送信端末１１は受信端末１４に暗号文を送付
し、鍵供託機関端末１５がこれを傍受して復号する。
１からＥ，Ｗｉ，およびＸｉを復号化部４７へ入力す
る。復号化部４７内でべき乗剰余演算器４８を駆動して
Ｗｉ(1 /Xi) ｍｏｄ ｐを計算し（６−１）、その計算
結果ＨとＥとを復号化器４９へ入力してＥとＨを復号化
して復号結果をＭとし、Ｍをメモリ４１へ格納する（６
−２）。実施例２ 実施例２が適用されるシステム構成例を図２に示す。送
信端末１１は公衆通信路１３を介して受信端末１４に接
続され、送信端末１１は受信端末１４に暗号文を送付
し、鍵供託機関端末１５がこれを傍受して復号する。
【００２０】図７に示すように、この実施例２の送信端
末１１は、実施例１の送信端末１１とほぼ同様の構成を
備え、つまりメモリ２１と、暗号化部２２と同様構成の
乱数生成器２３とべき乗剰余演算器２４と暗号化器２５
からなるセッション鍵暗号化部５１と、べき乗剰余演算
器２１からなる公開情報生成部２６と、乱数生成器２９
とべき乗剰余演算器３１とハッシュ演算器３２と剰余乗
算器３３と剰余減算器３４からなる証明書作成部２８と
を具備する。他に、乱数生成器５２と暗号化器５３より
なるメッセージ暗号化部５４を備えている。
末１１は、実施例１の送信端末１１とほぼ同様の構成を
備え、つまりメモリ２１と、暗号化部２２と同様構成の
乱数生成器２３とべき乗剰余演算器２４と暗号化器２５
からなるセッション鍵暗号化部５１と、べき乗剰余演算
器２１からなる公開情報生成部２６と、乱数生成器２９
とべき乗剰余演算器３１とハッシュ演算器３２と剰余乗
算器３３と剰余減算器３４からなる証明書作成部２８と
を具備する。他に、乱数生成器５２と暗号化器５３より
なるメッセージ暗号化部５４を備えている。
【００２１】図８に示すようにこの実施例２の受信端末
１４はメモリ４１と、べき乗剰余演算器６１と復号器６
２からなるセッション鍵復号部６３と、復号器６４から
なるメッセージ復号部６５を具備する。図９に示すよう
にこの実施例２の鍵供託機関端末１５は、前記受信端末
１４との構成に加え、実施例１の受信端末Ｒｉ中の検証
部４２とほぼ同様構成のべき乗剰余演算器４３とハッシ
ュ演算器４４と比較器４５とからなる検証部７２を具備
する。
１４はメモリ４１と、べき乗剰余演算器６１と復号器６
２からなるセッション鍵復号部６３と、復号器６４から
なるメッセージ復号部６５を具備する。図９に示すよう
にこの実施例２の鍵供託機関端末１５は、前記受信端末
１４との構成に加え、実施例１の受信端末Ｒｉ中の検証
部４２とほぼ同様構成のべき乗剰余演算器４３とハッシ
ュ演算器４４と比較器４５とからなる検証部７２を具備
する。
【００２２】鍵供託機関端末１５は実施例１の受信端末
Ｒｉと同様に秘密鍵ＸＡと全公開鍵ＹＡ，Ｙ１システム
公開情報Ｐを保持する。受信端末１４は秘密鍵Ｘ１とＰ
を保持するのみでもよい。送信端末１１は全ての公開鍵
Ｙ１，ＹＡとｐ，ｑ，ｇを保持されているものとする。
まず、送信端末１１は送信するメッセージｍをメッセー
ジ暗号化部５４へ入力し、乱数生成器５３を駆動してラ
ンダムなセッション鍵Ｍを生成する。ｍとＭとを暗号化
器５３へ入力し、暗号文Ｃを得る。その後、送信端末１
１は前記実施例１のステップ１〜４を実行し、Ｃ，Ｅ，
Ｗ１、必要に応じてＷ２，ｃ，ｓを受信端末１４へ送信
する。このとき、送信は鍵供託機関端末１５が傍受でき
る公衆通信路１３を用いて行う。また、実施例２では暗
号化部５１でセッション鍵Ｍを暗号化したＥを得、また
ステップ２において、つまり公開情報生成部７６でＹ１
とＹＡについてのみ公開鍵Ｗ１，ＷＡを生成し、証明書
作成部２８でもＹ１，ＹＡについてのみの証明書ｓ，ｃ
を生成する。
Ｒｉと同様に秘密鍵ＸＡと全公開鍵ＹＡ，Ｙ１システム
公開情報Ｐを保持する。受信端末１４は秘密鍵Ｘ１とＰ
を保持するのみでもよい。送信端末１１は全ての公開鍵
Ｙ１，ＹＡとｐ，ｑ，ｇを保持されているものとする。
まず、送信端末１１は送信するメッセージｍをメッセー
ジ暗号化部５４へ入力し、乱数生成器５３を駆動してラ
ンダムなセッション鍵Ｍを生成する。ｍとＭとを暗号化
器５３へ入力し、暗号文Ｃを得る。その後、送信端末１
１は前記実施例１のステップ１〜４を実行し、Ｃ，Ｅ，
Ｗ１、必要に応じてＷ２，ｃ，ｓを受信端末１４へ送信
する。このとき、送信は鍵供託機関端末１５が傍受でき
る公衆通信路１３を用いて行う。また、実施例２では暗
号化部５１でセッション鍵Ｍを暗号化したＥを得、また
ステップ２において、つまり公開情報生成部７６でＹ１
とＹＡについてのみ公開鍵Ｗ１，ＷＡを生成し、証明書
作成部２８でもＹ１，ＹＡについてのみの証明書ｓ，ｃ
を生成する。
【００２３】受信端末１４は、Ｃ，Ｅ，Ｗ１（ＷＡ，
ｃ，ｓ）を受信した後、Ｅ，Ｗ１およびＸ１をセッショ
ン鍵復号部６３へ入力する。べき乗剰余演算器６１を駆
動してＷＡ(1/XA) ｍｏｄ ｐを計算し、その計算結果
ＨとＥとを復号器６２へ入力して復号結果、つまり復号
セッション鍵Ｍを得る。ＣおよびＭをメッセージ復号部
６５へ入力し、復号器６４を駆動してメッセージｍを得
る。
ｃ，ｓ）を受信した後、Ｅ，Ｗ１およびＸ１をセッショ
ン鍵復号部６３へ入力する。べき乗剰余演算器６１を駆
動してＷＡ(1/XA) ｍｏｄ ｐを計算し、その計算結果
ＨとＥとを復号器６２へ入力して復号結果、つまり復号
セッション鍵Ｍを得る。ＣおよびＭをメッセージ復号部
６５へ入力し、復号器６４を駆動してメッセージｍを得
る。
【００２４】鍵供託機関端末１５は、Ｃ，Ｅ，Ｗ１を傍
受し、ｃ，ｓを送信端末１１又はその他の機関から受取
り、あるいはＣ，Ｅ，Ｗ１，ＷＡ，ｃ，ｓを傍受した
後、Ｗ１，ＷＡ，ｃ，ｓ，およびＹ１，ＹＡを証明書検
証部７２へ入力する。べき乗剰余演算器４３を駆動して
Ｙ１，Ｗ１，ＹＡ，ＷＡに対して順次Ｙｉs ，Ｗｉc ｍ
ｏｄ ｐを計算し（ｉ＝１又はＡ）、その結果Ｂ１，Ｂ
Ａをハッシュ演算器４４へ入力してｈ（Ｂ１，ＢＡ）を
計算し、その出力ｅとｃとを比較器４５へ入力し、ｅと
ｃが一致しなかった場合には送信者の義務違反であり、
ＮＧを出力して停止する。
受し、ｃ，ｓを送信端末１１又はその他の機関から受取
り、あるいはＣ，Ｅ，Ｗ１，ＷＡ，ｃ，ｓを傍受した
後、Ｗ１，ＷＡ，ｃ，ｓ，およびＹ１，ＹＡを証明書検
証部７２へ入力する。べき乗剰余演算器４３を駆動して
Ｙ１，Ｗ１，ＹＡ，ＷＡに対して順次Ｙｉs ，Ｗｉc ｍ
ｏｄ ｐを計算し（ｉ＝１又はＡ）、その結果Ｂ１，Ｂ
Ａをハッシュ演算器４４へ入力してｈ（Ｂ１，ＢＡ）を
計算し、その出力ｅとｃとを比較器４５へ入力し、ｅと
ｃが一致しなかった場合には送信者の義務違反であり、
ＮＧを出力して停止する。
【００２５】一致した場合にはＥ，ＷＡ，およびＸＡを
復号化部６３へ入力する。べき乗剰余演算部６１を駆動
してＷＡ(1/XA) ｍｏｄ ｐを計算し、その計算結果Ｈ
とＥとを復号器６２へ入力して復号結果として復号セッ
ション鍵Ｍを得、ＭとＣをメッセージ復号部６５へ入力
してメッセージｍを復号する。以上の説明から理解され
るように、この鍵供託機関端末１５の傍受は、鍵供託機
関端末１５と受信端末１４とに同一メッセージＭを同一
鍵Ｔで暗号化したものを送信する暗号同報通信と同等と
みなすことができる。特に受信端末１４でも暗号化セッ
ション鍵Ｅを検証してこれに合格した時のみ、復号化処
理をするようにする場合は、全く同様のことがなされた
ことに等しい。
復号化部６３へ入力する。べき乗剰余演算部６１を駆動
してＷＡ(1/XA) ｍｏｄ ｐを計算し、その計算結果Ｈ
とＥとを復号器６２へ入力して復号結果として復号セッ
ション鍵Ｍを得、ＭとＣをメッセージ復号部６５へ入力
してメッセージｍを復号する。以上の説明から理解され
るように、この鍵供託機関端末１５の傍受は、鍵供託機
関端末１５と受信端末１４とに同一メッセージＭを同一
鍵Ｔで暗号化したものを送信する暗号同報通信と同等と
みなすことができる。特に受信端末１４でも暗号化セッ
ション鍵Ｅを検証してこれに合格した時のみ、復号化処
理をするようにする場合は、全く同様のことがなされた
ことに等しい。
【００２６】実施例２において、受信端末１４が複数で
もよい。つまり送信端末１１が複数受信端末に暗号同報
通信を行い、その暗号同報通信を鍵供託機関端末１５が
傍受する場合にも適用できる。実施例２では、受信端末
１４への送信暗号文に対するセッション鍵と同一のもの
を鍵供託機関端末１５が入取したことの検証に重点があ
る場合は、受信端末１４にはＷ１以外の公開情報、証明
書ｃ，ｓを送る必要はない。
もよい。つまり送信端末１１が複数受信端末に暗号同報
通信を行い、その暗号同報通信を鍵供託機関端末１５が
傍受する場合にも適用できる。実施例２では、受信端末
１４への送信暗号文に対するセッション鍵と同一のもの
を鍵供託機関端末１５が入取したことの検証に重点があ
る場合は、受信端末１４にはＷ１以外の公開情報、証明
書ｃ，ｓを送る必要はない。
【００２７】以上のことから、実施例１，２を綜合する
と、送信端末は暗号文Ｅと各端末Ｒｉごとの復号用公開
情報Ｗｉとを送信し、少くとも１つの受信端末にはその
他に全受信端末の復号用公開情報Ｗｉ，…，ＷＮと、証
明書ｃ，ｓを送ることになる。送信端末１１、受信端末
Ｒｉ，１４，鍵供託機関端末１５での各処理は一般には
マイクロプロセッサのような制御手段により実行され
る。つまり図３、図５、図７〜９にそれぞれ示すように
制御部８１，８２，８３，８４，８５が設けられてい
る。また送信端末１１に送信部８６（図３）、８７（図
７）が、受信端末には受信部８８（図５）、８９（図
８）、９１（図９）がそれぞれ設けられている。
と、送信端末は暗号文Ｅと各端末Ｒｉごとの復号用公開
情報Ｗｉとを送信し、少くとも１つの受信端末にはその
他に全受信端末の復号用公開情報Ｗｉ，…，ＷＮと、証
明書ｃ，ｓを送ることになる。送信端末１１、受信端末
Ｒｉ，１４，鍵供託機関端末１５での各処理は一般には
マイクロプロセッサのような制御手段により実行され
る。つまり図３、図５、図７〜９にそれぞれ示すように
制御部８１，８２，８３，８４，８５が設けられてい
る。また送信端末１１に送信部８６（図３）、８７（図
７）が、受信端末には受信部８８（図５）、８９（図
８）、９１（図９）がそれぞれ設けられている。
【００２８】
【発明の効果】以上述べたようにこの発明によれば送信
端末が偽って、ｇT ｍｏｄ ｐに等しくないＷｉをある
受信端末に送付した場合、ステップ５で各端末が行う検
証中のＢｉがＡｉと等しくなくなってしまうため、ハッ
シュ関数への入力値が送信端末と受信端末で異なること
になり、前述のハッシュ関数の性質から、ｅとｃは一致
せず、受信端末は、不正が行われたことを検出できる。
ｅとｃが一致した場合には、高い確率でＢｉとＡｉが一
致していると結論でき、全受信人が同一の復号結果を得
ることを確認することができる。また法的執行機関で同
様の検証を行うことにより、正しいセッション鍵を入手
でき、傍受暗号通信を復号することができる。
端末が偽って、ｇT ｍｏｄ ｐに等しくないＷｉをある
受信端末に送付した場合、ステップ５で各端末が行う検
証中のＢｉがＡｉと等しくなくなってしまうため、ハッ
シュ関数への入力値が送信端末と受信端末で異なること
になり、前述のハッシュ関数の性質から、ｅとｃは一致
せず、受信端末は、不正が行われたことを検出できる。
ｅとｃが一致した場合には、高い確率でＢｉとＡｉが一
致していると結論でき、全受信人が同一の復号結果を得
ることを確認することができる。また法的執行機関で同
様の検証を行うことにより、正しいセッション鍵を入手
でき、傍受暗号通信を復号することができる。
【図１】実施例１が適用されるシステム構成例を示す
図。
図。
【図２】実施例２が適用されるシステム構成例を示す
図。
図。
【図３】実施例１の送信端末の機能的構成を示すブロッ
ク図。
ク図。
【図４】図３の実施例の動作手順を示す流れ図。
【図５】実施例１の受信端末の機能的構成を示すブロッ
ク図。
ク図。
【図６】図５の実施例の動作手順を示す流れ図。
【図７】実施例２の送信端末の機能的構成を示すブロッ
ク図。
ク図。
【図８】実施例２の受信端末の機能的構成を示すブロッ
ク図。
ク図。
【図９】実施例２の鍵供託機関端末の機能的構成を示す
ブロック図。
ブロック図。
Claims (15)
- 【請求項１】 送信端末から複数の受信端末Ｒ１，…，
ＲＮへ同一メッセージＭを暗号化して送信する方法にお
いて、 上記メッセージＭを一つの暗号化鍵Ｔで暗号化した暗号
文Ｅを作成する暗号化過程と、 上記受信端末Ｒ１，…，ＲＮがそれぞれ持つ互いに異な
る秘密鍵によって、上記暗号文Ｅを同一のメッセージＭ
として復号できることを証明する証明書Ｚを作成する証
明書作成過程と、 上記暗号文Ｅと上記証明書Ｚとを上記受信端末Ｒ１，
…，ＲＮの少なくとも１つに送信する送信過程と、 を有する暗号同報通信方法。 - 【請求項２】 請求項１記載の暗号同報通信方法におい
て、 上記各受信端末Ｒｉ（ｉ＝１，…，Ｎ）の秘密鍵Ｘｉと
対応する公開鍵Ｙｉと暗号化鍵Ｔとから復号用公開情報
Ｗｉを作成する公開情報作成過程と、 上記復号用公開情報Ｗｉを対応する受信端末Ｒｉへ送信
すると共に上記証明書Ｚを送った受信端末には全てのＷ
ｉを送る過程とを有し、 上記証明書作成過程は、上記暗号化鍵Ｔと、上記公開鍵
Ｙｉとを用いて、上記各復号用公開情報Ｗｉが、Ｙｉと
一つの暗号化鍵Ｔを用いて作成されたことを証明する上
記証明書Ｚを作成する過程であり、 上記受信端末Ｒｉは秘密鍵Ｘｉと受信した復号用公開情
報Ｗｉとから復号鍵Ｈを生成する復号鍵生成過程と、 上記復号鍵Ｈで受信した暗号文Ｅを復号してメッセージ
Ｍを得る復号過程と、 上記証明書Ｚを受信した受信端末は復号用公開情報Ｗｉ
と、公開鍵Ｙｉとを用いて受信証明書Ｚを検証し、合格
すると上記復号鍵生成過程に移る検証過程とを有するこ
とを特徴とする暗号同報通信方法。 - 【請求項３】 請求項２記載の暗号同報通信方法におい
て、 大きな素数をｐとし、ｑはｐ−１を割り切る数とし、ｇ
をｐが作る乗法群の位数ｑの元とするとき、ｐ，ｇ，お
よび秘密鍵Ｘｉに対する公開鍵ＹｉはＹｉ＝ｇ xi ｍｏ
ｄ ｐを満たすものとし、ｐ，ｑ，ｇ，および全ての公
開鍵Ｙｉを公開し、 上記暗号化過程は、乱数Ｔを生成する過程と、べき乗剰
余計算ｇT ｍｏｄｐを行って鍵Ｇを得る過程と、上記
鍵ＧでＭを暗号化して上記暗号文Ｅを得る過程とよりな
り、 上記公開情報作成過程は、Ｗｉ＝ＹｉT ｍｏｄ ｐを
計算する過程であり、 上記証明書作成過程は乱数ｒを生成する過程と、各Ｙｉ
についてべき乗剰余計算ＡｉにＹｉr ｍｏｄ ｐを計
算する過程と、全てのＡｉをハッシュ演算して演算結果
ｃを得る過程と、 ｓ＝ｒ−ｃＴ ｍｏｄ ｑを計算して、上記ｓとｃを上
記証明書Ｚとする過程とよりなり、 上記検証過程は各Ｙｉ、Ｗｉに対してＢｉ＝Ｙｉs Ｗ
ｉc ｍｏｄ ｐを計算する過程と、全てのＢｉをハッ
シュ演算して、その演算結果を得る過程と、その出力ｅ
と受信したｃとを比較して、ｅとｃが一致した場合に合
格とする過程とを有し、 上記復号鍵生成過程はＨ＝Ｗｉ1/Xi ｍｏｄ ｐを計算
する過程であることを特徴とする暗号同報通信方法。 - 【請求項４】 複数の受信端末Ｒ１，…，ＲＮに対し、
同一メッセージＭを暗号化して送信する送信端末におい
て、 メッセージＭ、各受信端末Ｒｉ（ｉ＝１，…，Ｎ）の秘
密鍵Ｘｉと対応する公開鍵Ｙｉを記憶するメモリと、 暗号化鍵Ｔで暗号化した暗号文Ｅを作成する暗号化手段
と、 各公開鍵Ｙｉと暗号化鍵Ｔとから復号用公開情報Ｗｉを
作成する公開情報生成手段と、 各受信端末Ｒｉがそれぞれ互いに異なる秘密鍵Ｘｉによ
って上記暗号文Ｅを同一のメッセージＭとして復号で
き、かつ、各復号用公開情報Ｗｉが、Ｙｉと一つの暗号
化鍵Ｔを用いて作成されたことを証明する証明書Ｚを、
全ての公開鍵Ｙｉと暗号化鍵Ｔを用いて作成する証明書
作成手段と、 上記暗号文Ｅと上記復号用公開情報Ｗｉとを対応する受
信端末Ｒｉへ送信すると共に、少くとも１つの受信端末
に暗号文Ｅと全ての復号用公開情報Ｗｉと、上記証明書
Ｚとを送信する送信手段と、 上記各手段を順次制御し、上記メモリの読出し、書込み
などを行う制御手段とを具備する送信端末。 - 【請求項５】 請求項４記載の送信端末において、 上記メッセージＭはセッション鍵であって、セッション
鍵Ｍを生成する手段と、上記セッション鍵Ｍにより、通
信文ｍを暗号化して暗号化通信文Ｃを得る通信文の暗号
化手段を備え、 上記送信手段は上記暗号化通信文Ｃを全ての受信端末へ
送信し、上記全ての公開情報Ｗｉと、上記暗号文Ｅは特
定の１つ受信端末にのみ送信することを特徴とする送信
端末。 - 【請求項６】 請求項４又は５記載の送信端末におい
て、 大きな素数をｐとし、ｑはｐ−１を割り切る数とし、ｇ
をｐが作る乗法群の位数ｑの元とするとき、ｐ，ｇ，お
よび秘密鍵Ｘｉに対する公開鍵ＹｉはＹｉ＝ｇ Xi ｍｏ
ｄ ｐを満たすものとし、上記メモリにはｐ，ｑ，ｇも
記憶され、 上記暗号化手段は上記暗号化鍵Ｔとして乱数Ｔを生成す
る乱数生成手段と、 上記ｐ，ｇ，Ｔが入力され、Ｇ＝ｇT ｍｏｄ ｐを計
算するべき乗剰余計算手段と、 上記ＧおよびＭが入力され、ＧによりＥを暗号化して上
記暗号文Ｅを得る手段よりなり、 上記公開情報生成手段は各公開鍵Ｙｉと乱数Ｔと、ｐと
が入力され、Ｗｉ＝ＹｉT ｍｏｄ ｐを計算する手段
であり、 上記証明書作成手段は、 乱数ｒを生成する乱数生成手段と、 各公開鍵Ｙｉとｇとｐが入力され、Ａｉ＝Ｙｉr ｍｏ
ｄ ｐを計算する手段と、 全てのＡｉが入力されハッシュ演算を行う手段と、その
ハッシュ演算結果ｃと、乱数Ｔ、ｒが入力され、ｓ＝ｒ
−ｃＴ ｍｏｄ ｑを計算し、ｓ及びｃを上記証明書と
する手段とよりなることを特徴とする送信端末。 - 【請求項７】 １つの送信端末から同一メッセージＭに
対する暗号化文Ｅが送られる複数の受信端末Ｒ１，…，
ＲＮの一つの受信端末であって、その受信端末の秘密鍵
Ｘｊ（ｊは１，…，Ｎの何れか１つ）、全ての受信端末
Ｒｉ（ｉ＝１，…，Ｎ）の公開鍵Ｙｉを記憶するメモリ
と、 上記送信端末より上記暗号化文Ｅ、証明書Ｚ、全ての受
信端末Ｒｉの復号用公開情報Ｗｉを受信する受信手段
と、 上記全ての公開鍵Ｙｉと、受信した証明書と、全ての復
号用公開情報Ｗｉとが入力され、上記受信証明書Ｚが正
しいか否かの検証を行う検証手段と、 上記検証手段による検証に合格すると、秘密鍵Ｘｊと、
対応受信復号用公開情報Ｗｊと、受信暗号化文Ｅが入力
され、暗号化文Ｅを復号してメッセージＭを得る復号化
手段と、 上記各手段を順次制御し、上記メモリに対する読出し、
書込みなどを行う制御手段とを具備することを特徴とす
る受信端末。 - 【請求項８】 請求項７記載の受信端末において、 上記メッセージＭはセッション鍵であって、上記受信手
段は上記送信端末からセッション鍵Ｍで暗号化された通
信文Ｃも受信され、 上記復号化手段で復号化されたセッション鍵Ｍと、受信
された暗号化通信文Ｃが入力され、Ｃを復号化して通信
文ｍを得る手段を備えることを特徴とする受信端末。 - 【請求項９】 請求項７又は８記載の受信端末におい
て、 大きな素数をｐとし、ｑはｐ−１を割り切る数とし、ｇ
をｐが作る乗法群の位数ｑの元とするとき、ｐ，ｇ，お
よび秘密鍵Ｘｉに対する公開鍵ＹｉはＹｉ＝ｇ Xi ｍｏ
ｄ ｐを満たすものとし、 上記ｐも上記メモリに記憶され、 上記検証手段は全ての公開鍵Ｙｉと、受信復号用公開情
報Ｗｉと受信証明書Ｚ＝〔ｃ，ｓ〕とｐが入力され、Ｂ
ｉ＝Ｙｉs Ｗｉc ｍｏｄ ｐを計算する手段と、 その計算された全てのＢｉを入力としてハッシュ演算を
行う手段と、 そのハッシュ演算の結果ｅと受信ｃを比較して一致すれ
ば上記検証に合格とする比較手段とよりなり、 上記復号化手段は上記ＸｊとＷｊとｐが入力されＨ＝Ｗ
ｉ1/Xi ｍｏｄ ｐを計算する手段と、 その計算結果Ｈにより受信暗号化文Ｅを復号化してメッ
セージＭを得る手段とよりなることを特徴とする受信端
末。 - 【請求項１０】 複数の受信端末Ｒ１，…，ＲＮに対
し、同一メッセージＭを暗号化して送信する送信端末に
用いられ、 対応する公開鍵Ｙｉを記憶するメモリと、 暗号化鍵Ｔで暗号化した暗号文Ｅを作成する暗号化過程
と、 各受信端末Ｒｉ（ｉ＝１，…，Ｎ）の秘密鍵Ｘｉと対応
する公開鍵Ｙｉと上記暗号化鍵Ｔとから復号用公開情報
Ｗｉを作成する公開情報生成過程と、 各受信端末Ｒｉがそれぞれ互いに異なる秘密鍵Ｘｉによ
って上記暗号文Ｅを同一のメッセージＭとして復号で
き、かつ、各復号用公開情報Ｗｉが、Ｙｉと一つの暗号
化鍵Ｔを用いて作成されたことを証明する証明書Ｚを、
全ての公開鍵Ｙｉと暗号化鍵Ｔを用いて作成する証明書
作成過程と、 上記暗号文Ｅと上記復号用公開情報Ｗｉとを対応する受
信端末Ｒｉへ送信すると共に、少くとも１つの受信端末
に暗号文Ｅと全ての復号用公開情報Ｗｉと、上記証明書
Ｚとを送信する送信過程とを実行させるプログラムを記
録したコンピュータ読出し可能な記録媒体。 - 【請求項１１】 請求項１０記載の記録媒体において、 上記メッセージＭはセッション鍵であって、上記プログ
ラムはセッション鍵Ｍを生成する過程と、上記セッショ
ン鍵Ｍにより、通信文ｍを暗号化して暗号化通信文Ｃを
得る通信文の暗号化過程を実行し、 上記送信過程は上記暗号化通信文Ｃを全ての受信端末へ
送信し、上記全ての公開情報Ｗｉと、上記暗号文Ｅは特
定の１つの受信端末にのみ通信することを実行させるこ
とを特徴とする記録媒体。 - 【請求項１２】 請求項１０又は１１記載の記録媒体に
おいて、 大きな素数をｐとし、ｑはｐ−１を割り切る数とし、ｇ
をｐが作る乗法群の位数ｑの元とするとき、ｐ，ｇ，お
よび秘密鍵Ｘｉに対する公開鍵ＹｉはＹｉ＝ｇ Xi ｍｏ
ｄ ｐを満たすものとし、 上記暗号化過程は上記暗号化鍵として乱数Ｔを生成する
過程と、上記ｐ、ｇ、ＴとからＧ＝ｇT ｍｏｄ ｐを
計算する過程と、上記Ｇにより上記Ｍを暗号化して上記
暗号化文Ｅを得る過程とよりなり、 上記公開情報生成過程は各公開鍵ＹｉについてＷｉ＝Ｙ
ｉT ｍｏｄ ｐを計算する過程であり、 上記証明書作成過程は乱数ｒを生成する過程と、各公開
鍵ＹｉについてＡｉ＝Ｙｉr ｍｏｄ ｐを計算する過
程と、全てのＡｉを入力としてハッシュ演算を行って演
算結果ｃを得る過程と、ｒとｃとＴからＳ＝ｒ−ｃＴ
ｍｏｄ ｐを計算して証明書Ｚ＝〔ｓ，ｃ〕を得る過程
とよりなることを特徴とする記録媒体。 - 【請求項１３】 １つの送信端末から同一メッセージＭ
に対する暗号化文Ｅが送られる複数の受信端末Ｒ１，
…，ＲＮの一つの受信端末に用いられ、 上記送信端末より上記暗号化文Ｅ、証明書Ｚ、全ての受
信端末Ｒｉ（ｉ＝１，…，Ｎ）の復号用公開情報Ｗｉを
受信する受信過程と、 上記全ての受信端末Ｒｉの公開鍵Ｙｉと、受信した証明
書と、全ての復号用公開情報Ｗｉとから、上記受信証明
書Ｚが正しいか否かの検証を行う検証過程と、 上記検証過程による検証に合格すると、当該受信端末の
秘密鍵Ｘｊと、対応受信復号用公開情報Ｗｊと、受信暗
号化文Ｅとから暗号化文Ｅを復号してメッセージＭを得
る復号化過程と、 を実行させるプログラムを記録したコンピュータ読出し
可能な記録媒体。 - 【請求項１４】 請求項１３記載の記録媒体において、 上記メッセージＭはセッション鍵であって、上記受信過
程は上記送信端末からセッション鍵Ｍで暗号化された通
信文Ｃも受信し、 上記プログラムは上記復号化過程で復号化されたセッシ
ョン鍵Ｍにより、受信された暗号化通信文Ｃを復号化し
て通信文ｍを得る過程をも実行させることを特徴とする
記録媒体。 - 【請求項１５】 請求項１３又は１４記載の記録媒体に
おいて、 大きな素数をｐとし、ｑはｐ−１を割り切る数とし、ｇ
をｐが作る乗法群の位数ｑの元とするとき、ｐ，ｇ，お
よび秘密鍵Ｘｉに対する公開鍵ＹｉはＹｉ＝ｇ Xi ｍｏ
ｄ ｐを満たすものとし、 上記検証過程は全ての公開鍵Ｙｉと、受信復号用公開情
報Ｗｉと受信証明書Ｚ＝〔ｃ，ｓ〕とについてＢｉ＝Ｙ
ｉs Ｗｉc ｍｏｄ ｐを計算する過程と、 その計算された全てのＢｉを入力としてハッシュ演算を
行って演算結果ｅを得る過程と、 その演算結果ｅと受信ｃを比較して一致すれば上記検証
に合格とする比較過程とよりなり、 上記復号化過程は上記ＸｊとＷｊとからＨ＝Ｗｉ1/Xi
ｍｏｄ ｐを計算する過程と、 その計算結果Ｈにより受信暗号化文Ｅを復号化してメッ
セージＭを得る過程とよりなることを特徴とする記録媒
体。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP10012957A JPH11215115A (ja) | 1998-01-26 | 1998-01-26 | 暗号同報通信方法、その装置およびプログラム記録媒体 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP10012957A JPH11215115A (ja) | 1998-01-26 | 1998-01-26 | 暗号同報通信方法、その装置およびプログラム記録媒体 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH11215115A true JPH11215115A (ja) | 1999-08-06 |
Family
ID=11819755
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP10012957A Pending JPH11215115A (ja) | 1998-01-26 | 1998-01-26 | 暗号同報通信方法、その装置およびプログラム記録媒体 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH11215115A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US7092527B2 (en) | 2002-04-18 | 2006-08-15 | International Business Machines Corporation | Method, system and program product for managing a size of a key management block during content distribution |
| CN102271035A (zh) * | 2011-09-02 | 2011-12-07 | 华为技术有限公司 | 传输密码的方法和装置 |
-
1998
- 1998-01-26 JP JP10012957A patent/JPH11215115A/ja active Pending
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US7092527B2 (en) | 2002-04-18 | 2006-08-15 | International Business Machines Corporation | Method, system and program product for managing a size of a key management block during content distribution |
| CN102271035A (zh) * | 2011-09-02 | 2011-12-07 | 华为技术有限公司 | 传输密码的方法和装置 |
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