JPH11252070A - 利用者認証方式 - Google Patents
利用者認証方式Info
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- JPH11252070A JPH11252070A JP10063867A JP6386798A JPH11252070A JP H11252070 A JPH11252070 A JP H11252070A JP 10063867 A JP10063867 A JP 10063867A JP 6386798 A JP6386798 A JP 6386798A JP H11252070 A JPH11252070 A JP H11252070A
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- prover
- cipher
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Abstract
(57)【要約】
【課題】通信回数が３回であり、かつ零知識性を満たす
利用者認証方式を提供する。 【解決手段】全利用者が利用者名（ＩＤ）とともに、公
開鍵，秘密鍵ペアを与えられて、全利用者が公開鍵暗号
系を利用可能な通信ネットワーク上で、特定の乱数生成
プロトコルに従って、証明者と検証者が協力して生成さ
れたチャレンジ乱数を用いて、検証者が証明者の認証手
続きを行うように構成されている。
利用者認証方式を提供する。 【解決手段】全利用者が利用者名（ＩＤ）とともに、公
開鍵，秘密鍵ペアを与えられて、全利用者が公開鍵暗号
系を利用可能な通信ネットワーク上で、特定の乱数生成
プロトコルに従って、証明者と検証者が協力して生成さ
れたチャレンジ乱数を用いて、検証者が証明者の認証手
続きを行うように構成されている。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、通信ネットワーク
上にて身元を証明するための利用者認証方式に関するも
のである。
上にて身元を証明するための利用者認証方式に関するも
のである。
【０００２】
【従来の技術】全利用者が公開鍵暗号系〔参考文献１：
W. Diffie and M.Hellman,"New Directions in Cryptog
raphy", IEEE Trans. Inform. Theory, Vol.22, No.6,
pp.644-654,1976.参照〕を利用できる通信ネットワー
ク、すなわち、全利用者が利用者名（ＩＤ）とともに、
公開鍵，秘密鍵ペアを与えられている通信ネットワーク
において、証明者が自分のＩＤおよび公開鍵に対応する
秘密鍵を所持することを、検証者に証明することによ
り、利用者認証を実現する。そのためには、図５に示す
ように証明者と検証者との間でメッセージを送受信する
ことが必要である。このような利用者認証方式の安全性
を評価する手段として、利用者認証方式が零知識証明で
あることを示す方法が有名である。そのためには、完全
性，健全性，零知識性が満たされることを示す必要があ
る〔参考文献２：S. Goldwasser, S. Micali, and C. R
ackoff, "The Knowledge Complexity of Interactive P
roofSystems," SIAM Journal on Computing, Vol.18, N
o.1, pp.186-208, 1989. 参照〕。また、利用者認証方
式の効率を評価する上で、その通信回数は、代表的な評
価基準である。
W. Diffie and M.Hellman,"New Directions in Cryptog
raphy", IEEE Trans. Inform. Theory, Vol.22, No.6,
pp.644-654,1976.参照〕を利用できる通信ネットワー
ク、すなわち、全利用者が利用者名（ＩＤ）とともに、
公開鍵，秘密鍵ペアを与えられている通信ネットワーク
において、証明者が自分のＩＤおよび公開鍵に対応する
秘密鍵を所持することを、検証者に証明することによ
り、利用者認証を実現する。そのためには、図５に示す
ように証明者と検証者との間でメッセージを送受信する
ことが必要である。このような利用者認証方式の安全性
を評価する手段として、利用者認証方式が零知識証明で
あることを示す方法が有名である。そのためには、完全
性，健全性，零知識性が満たされることを示す必要があ
る〔参考文献２：S. Goldwasser, S. Micali, and C. R
ackoff, "The Knowledge Complexity of Interactive P
roofSystems," SIAM Journal on Computing, Vol.18, N
o.1, pp.186-208, 1989. 参照〕。また、利用者認証方
式の効率を評価する上で、その通信回数は、代表的な評
価基準である。
【０００３】従来技術として、Schnorr の方式〔参考文
献３：C. P. Schnorr, "EfficientSignature Generatio
n by Smart Cards,"Journal of Cryptology, Vol.4, N
o.3,pp.161-174, 1991.参照〕とFiat-Shamir の方式
〔参考文献４：A. Fiat and A.Shamir, "How to prove
yourself: practical solution to identification and
signature problems," Proceedings of Crypto'86, 19
80.参照〕が有名である。両方式では、証明者は検証者
に対して、公開鍵に対応する秘密鍵を所持することを証
明することにより、利用者認証を実現している。これら
二つの従来方式では、検証者が証明者に送信するメッセ
ージは、すべて乱数である。これらの乱数はチャレンジ
乱数と呼ばれ、証明者は、このチャレンジ乱数を受信し
たときに、適切なメッセージを検証者に送信する必要が
ある。
献３：C. P. Schnorr, "EfficientSignature Generatio
n by Smart Cards,"Journal of Cryptology, Vol.4, N
o.3,pp.161-174, 1991.参照〕とFiat-Shamir の方式
〔参考文献４：A. Fiat and A.Shamir, "How to prove
yourself: practical solution to identification and
signature problems," Proceedings of Crypto'86, 19
80.参照〕が有名である。両方式では、証明者は検証者
に対して、公開鍵に対応する秘密鍵を所持することを証
明することにより、利用者認証を実現している。これら
二つの従来方式では、検証者が証明者に送信するメッセ
ージは、すべて乱数である。これらの乱数はチャレンジ
乱数と呼ばれ、証明者は、このチャレンジ乱数を受信し
たときに、適切なメッセージを検証者に送信する必要が
ある。
【０００４】まず、参考文献３に記載されたSchnorr の
利用者認証方式についてその概要を図６のフローチャー
トを参照して説明する。証明者の公開鍵は、Ｑ｜Ｐ−１
を満たす素数Ｐ，Ｑと、位数Ｑの元ＧおよびＶである。
証明者の秘密鍵は、Ｖ＝Ｇ-Smod Ｐを満たすＳである。
このschnorr の方式での検証者と証明者の交信ステップ
は次の通りである。ステップ１ 証明者は自分のＩＤと公開鍵Ｖを検証者に送信する。さ
らに、証明者は乱数Ｒを生成し、Ｍ1 ＝ＧR mod Ｐを検
証者に送信する。ステップ２ 検証者はチャレンジ乱数Ｃを証明者に送信する。ステップ３ 証明者はＭ2 ＝Ｒ＋ＣＳmod Ｑを計算し、検証者に送信
する。ステップ４ 検証者は、
利用者認証方式についてその概要を図６のフローチャー
トを参照して説明する。証明者の公開鍵は、Ｑ｜Ｐ−１
を満たす素数Ｐ，Ｑと、位数Ｑの元ＧおよびＶである。
証明者の秘密鍵は、Ｖ＝Ｇ-Smod Ｐを満たすＳである。
このschnorr の方式での検証者と証明者の交信ステップ
は次の通りである。ステップ１ 証明者は自分のＩＤと公開鍵Ｖを検証者に送信する。さ
らに、証明者は乱数Ｒを生成し、Ｍ1 ＝ＧR mod Ｐを検
証者に送信する。ステップ２ 検証者はチャレンジ乱数Ｃを証明者に送信する。ステップ３ 証明者はＭ2 ＝Ｒ＋ＣＳmod Ｑを計算し、検証者に送信
する。ステップ４ 検証者は、
【数２】 が成立するかどうかを検証し、成立すれば証明者は正当
であるとみなす。しかし、このschnorr の方式は、チャ
レンジ乱数Ｃがｔビットのとき、不正が成功する確率は
１／２t であり、また、通信回数は３回であり効率がよ
い。しかし、零知識性を満たすことは保証されていな
い。
であるとみなす。しかし、このschnorr の方式は、チャ
レンジ乱数Ｃがｔビットのとき、不正が成功する確率は
１／２t であり、また、通信回数は３回であり効率がよ
い。しかし、零知識性を満たすことは保証されていな
い。
【０００５】次に、図７のフローチャートを参照して、
参考文献４に示すFiat-Shamir の利用者認証方式につい
て説明する。証明者の公開鍵は、Ｎ＝ＰＱとＶである。
ただし、Ｐ，Ｑは素数である。証明者の秘密鍵は、Ｖ＝
Ｓ-2 mod Ｎを満たすＳである。繰り返し回数はｔ回で
あり、は証明者と検証者は以下のステップをｔ回繰り返
す。ｔ回すべて認証が成功したときのみ、検証者は証明
者が正当であるとみなす。このFiat-Shamir の利用者認
証方式での交信ステップは次の通りである。ステップ１ 証明者は自分のＩＤと公開鍵Ｖを検証者に送信する。さ
らに、証明者は乱数Ｒを生成し、Ｍ1 ＝Ｒ2 mod Ｎを検
証者に送信する。ステップ２ 検証者はチャレンジ乱数Ｃ∈｛０，１｝を証明者に送信
する。ステップ３ 証明者はＭ2 ＝ＲＳC mod Ｎを計算し、検証者に送信す
る。ステップ４ 検証者は、Ｍ1 ＝ＶC （Ｍ2 ) 2 mod Ｎが成立するかど
うかを検証し、成立すれば証明者は正当であるとみな
す。このFiat-Shamir の方式は零知識性が保証されるの
で、極めて安全であるが、不正が成功する確率を１／２
t とするために、ｔ回の繰り返しが必要となるので、通
信回数が多くなるという欠点がある。
参考文献４に示すFiat-Shamir の利用者認証方式につい
て説明する。証明者の公開鍵は、Ｎ＝ＰＱとＶである。
ただし、Ｐ，Ｑは素数である。証明者の秘密鍵は、Ｖ＝
Ｓ-2 mod Ｎを満たすＳである。繰り返し回数はｔ回で
あり、は証明者と検証者は以下のステップをｔ回繰り返
す。ｔ回すべて認証が成功したときのみ、検証者は証明
者が正当であるとみなす。このFiat-Shamir の利用者認
証方式での交信ステップは次の通りである。ステップ１ 証明者は自分のＩＤと公開鍵Ｖを検証者に送信する。さ
らに、証明者は乱数Ｒを生成し、Ｍ1 ＝Ｒ2 mod Ｎを検
証者に送信する。ステップ２ 検証者はチャレンジ乱数Ｃ∈｛０，１｝を証明者に送信
する。ステップ３ 証明者はＭ2 ＝ＲＳC mod Ｎを計算し、検証者に送信す
る。ステップ４ 検証者は、Ｍ1 ＝ＶC （Ｍ2 ) 2 mod Ｎが成立するかど
うかを検証し、成立すれば証明者は正当であるとみな
す。このFiat-Shamir の方式は零知識性が保証されるの
で、極めて安全であるが、不正が成功する確率を１／２
t とするために、ｔ回の繰り返しが必要となるので、通
信回数が多くなるという欠点がある。
【０００６】
【発明が解決しようとする課題】前記のschnorr の利用
者認証方式では、通信回数は３回であるが、零知識性は
保証されていない。一方、Fiat-Shamir の利用者認証方
式の場合では、零知識性は満たされるが、通信回数が多
数回必要である。従って、従来の技術では、通信回数が
３回であり、かつ零知識性を満たす利用者認証方式は実
現されていなかった。
者認証方式では、通信回数は３回であるが、零知識性は
保証されていない。一方、Fiat-Shamir の利用者認証方
式の場合では、零知識性は満たされるが、通信回数が多
数回必要である。従って、従来の技術では、通信回数が
３回であり、かつ零知識性を満たす利用者認証方式は実
現されていなかった。
【０００７】本発明の目的は、上述の問題点を解消する
ために、通信回数が３回であり、かつ、零知識性を満た
す利用者認証方式を提供することである。
ために、通信回数が３回であり、かつ、零知識性を満た
す利用者認証方式を提供することである。
【０００８】
【課題を解決するための手段】この目的を達成するため
に、本発明による利用者認証方式は、証明者は整数Ｇと
乱数ａを生成して、該整数Ｇと暗号Ａ＝関数Ｆ（Ｇ，
ａ）を検証者に送信し、該検証者は乱数ｂを生成して暗
号Ｂ＝関数Ｆ（Ｇ，ｂ）と暗号Ｘ＝関数Ｆ（Ａ，ｂ）を
証明者に送信し、前記証明者は、暗号Ｘ＝関数Ｆ（Ｂ，
ａ）の関係が成立することを検証したときには、乱数ａ
と暗号Ｃ＝関数Ｆ（Ｘ，ｃ）と暗号Ｙ＝関数Ｆ（Ａ，
ｃ）との組合せか又は乱数ａと暗号Ｃ＝関数Ｆ（Ｂ，
ｃ）と暗号Ｙ＝関数Ｆ（Ｇ，ｃ）との組合せかを検証者
に送信し、該検証者は暗号Ａ＝関数Ｆ（Ｇ，ａ）及び暗
号Ｃ＝関数Ｆ（Ｙ，ｂ）の二つの関係が同時に成立する
ことを検証したときには前記暗号Ｃを成立された乱数と
して保持し、該検証者は該成立された乱数Ｃをチャレン
ジ乱数として用いて前記証明者の正当性を検証するよう
に構成されている。
に、本発明による利用者認証方式は、証明者は整数Ｇと
乱数ａを生成して、該整数Ｇと暗号Ａ＝関数Ｆ（Ｇ，
ａ）を検証者に送信し、該検証者は乱数ｂを生成して暗
号Ｂ＝関数Ｆ（Ｇ，ｂ）と暗号Ｘ＝関数Ｆ（Ａ，ｂ）を
証明者に送信し、前記証明者は、暗号Ｘ＝関数Ｆ（Ｂ，
ａ）の関係が成立することを検証したときには、乱数ａ
と暗号Ｃ＝関数Ｆ（Ｘ，ｃ）と暗号Ｙ＝関数Ｆ（Ａ，
ｃ）との組合せか又は乱数ａと暗号Ｃ＝関数Ｆ（Ｂ，
ｃ）と暗号Ｙ＝関数Ｆ（Ｇ，ｃ）との組合せかを検証者
に送信し、該検証者は暗号Ａ＝関数Ｆ（Ｇ，ａ）及び暗
号Ｃ＝関数Ｆ（Ｙ，ｂ）の二つの関係が同時に成立する
ことを検証したときには前記暗号Ｃを成立された乱数と
して保持し、該検証者は該成立された乱数Ｃをチャレン
ジ乱数として用いて前記証明者の正当性を検証するよう
に構成されている。
【０００９】
【発明の実施の形態】本発明では、以下に述べる一方向
性暗号化関数と乱数生成プロトコルを利用する。
性暗号化関数と乱数生成プロトコルを利用する。
【００１０】（１）本発明で利用する一方向性暗号化関
数 本発明では、以下の条件を満たす一方向性暗号化関数Ａ
＝Ｆ（Ｇ，ａ）を利用する。 任意の乱数ａ，ｂと整数Ｇに対して、Ｆ（Ｆ（Ｇ，
ａ），ｂ))＝Ｆ（Ｇ，ａ＊ｂ）が成立する。＊は何らか
の演算である。 Ｇ，Ａが与えられた時、ａを算出することは困難で
ある。また、ａ，Ａが与えられた時、Ｇを算出すること
は容易である。 ＧおよびＡ＝Ｆ（Ｇ，ａ）が与えられたとき、あるＢ
＝Ｆ（Ｇ，ｂ）およびＫAB＝Ｆ（Ｇ，ａ＊ｂ）を、ｂの
値を知ることなしに、計算することは困難である。 上記の条件を満たす一方向性暗号化関数は離散対数問題
に基づいて実現することが可能である。Ｐ，ＱはＱ｜Ｐ
−１を満たす素数、整数Ｇは位数Ｑの元とする。関数Ｆ
（Ｇ，ａ）＝Ｇa mod Ｐは上記条件を満たすものであ
る。
数 本発明では、以下の条件を満たす一方向性暗号化関数Ａ
＝Ｆ（Ｇ，ａ）を利用する。 任意の乱数ａ，ｂと整数Ｇに対して、Ｆ（Ｆ（Ｇ，
ａ），ｂ))＝Ｆ（Ｇ，ａ＊ｂ）が成立する。＊は何らか
の演算である。 Ｇ，Ａが与えられた時、ａを算出することは困難で
ある。また、ａ，Ａが与えられた時、Ｇを算出すること
は容易である。 ＧおよびＡ＝Ｆ（Ｇ，ａ）が与えられたとき、あるＢ
＝Ｆ（Ｇ，ｂ）およびＫAB＝Ｆ（Ｇ，ａ＊ｂ）を、ｂの
値を知ることなしに、計算することは困難である。 上記の条件を満たす一方向性暗号化関数は離散対数問題
に基づいて実現することが可能である。Ｐ，ＱはＱ｜Ｐ
−１を満たす素数、整数Ｇは位数Ｑの元とする。関数Ｆ
（Ｇ，ａ）＝Ｇa mod Ｐは上記条件を満たすものであ
る。
【００１１】（２）本発明で利用する乱数生成プロトコ
ル 証明者と検証者は、ある特定のプロトコルに従い、ネッ
トワーク上にて乱数Ｃを生成する。本発明では、このプ
ロトコルによって生成される乱数をチャレンジ乱数とし
て使用することにより、安全かつ効率のよい利用者認証
方式を実現している。以下が乱数生成プロトコルであ
り、そのフローチャートを図１に、ブロック図を図２に
示す。
ル 証明者と検証者は、ある特定のプロトコルに従い、ネッ
トワーク上にて乱数Ｃを生成する。本発明では、このプ
ロトコルによって生成される乱数をチャレンジ乱数とし
て使用することにより、安全かつ効率のよい利用者認証
方式を実現している。以下が乱数生成プロトコルであ
り、そのフローチャートを図１に、ブロック図を図２に
示す。
【００１２】図２において、１は証明者側装置、２は検
証者側装置である。証明者側装置１において、１−１は
乱数ａ発生器、１−２は乱数ｃ発生器、１−３は暗号Ａ
＝関数Ｆ（Ｇ，ａ）を発生する暗号演算器、１−４は
Ｂ，Ｘを検証するための検証器、１−５は暗号Ｃ＝関数
Ｆ（Ｘ，ｃ）と暗号Ｙ＝関数Ｆ（Ａ，ｃ）を発生する暗
号演算器である。検証者側装置２において、２−１は乱
数ｂ発生器、２−２は暗号Ｂ＝関数Ｆ（Ｇ，ｂ）と暗号
Ｘ＝関数（Ａ，ｂ）を発生する暗号演算器、２−３はチ
ャレンジ乱数Ｃと暗号Ｙの検証および乱数ａの検証をす
るための検証器である。ステップ１ 証明者は乱数ａを乱数ａ発生器１−１で生成し、検証者
に整数Ｇとこの乱数ａを用いて暗号演算器１−３で発生
した暗号Ａ＝関数Ｆ（Ｇ，ａ）とその整数Ｇを送信す
る。ステップ２ 検証者は乱数ｂを乱数ｂ発生器２−１で生成し、この乱
数ｂと暗号Ａ及び整数Ｇを用いて暗号演算器２−２で発
生させた暗号Ｂ＝関数Ｆ（Ｇ，ｂ）と暗号Ｘ＝関数Ｆ
（Ａ，ｂ）を証明者に送信する。ステップ３ 証明者は、検証器１−４により暗号Ｘ＝関数Ｆ（Ｂ，
ａ）が成立するか否かを検証する。成立しなければ、本
プロトコルを中断する。成立していれば、乱数ｃ発生器
１−４で生成された乱数ｃを用いて暗号演算器１−５に
より発生させた暗号Ｃ＝関数Ｆ（Ｘ，ｃ），暗号Ｙ＝関
数Ｆ（Ａ，ｃ）及び乱数ａの組合せか、又は乱数ａ，暗
号Ｃ＝関数Ｆ（Ｂ，ｃ），暗号Ｙ＝関数Ｆ（Ｇ，ｃ）の
組合せを検証者に送信する。ステップ４ 検証者は、検証器２−３により暗号Ａ＝関数Ｆ（Ｇ，
ａ）および暗号Ｃ＝関数Ｆ（Ｙ，ｂ）が成立することを
検証する。成立しなければ、本プロトコルを中断する。
成立していれば、暗号Ｃを生成された乱数とする。
証者側装置である。証明者側装置１において、１−１は
乱数ａ発生器、１−２は乱数ｃ発生器、１−３は暗号Ａ
＝関数Ｆ（Ｇ，ａ）を発生する暗号演算器、１−４は
Ｂ，Ｘを検証するための検証器、１−５は暗号Ｃ＝関数
Ｆ（Ｘ，ｃ）と暗号Ｙ＝関数Ｆ（Ａ，ｃ）を発生する暗
号演算器である。検証者側装置２において、２−１は乱
数ｂ発生器、２−２は暗号Ｂ＝関数Ｆ（Ｇ，ｂ）と暗号
Ｘ＝関数（Ａ，ｂ）を発生する暗号演算器、２−３はチ
ャレンジ乱数Ｃと暗号Ｙの検証および乱数ａの検証をす
るための検証器である。ステップ１ 証明者は乱数ａを乱数ａ発生器１−１で生成し、検証者
に整数Ｇとこの乱数ａを用いて暗号演算器１−３で発生
した暗号Ａ＝関数Ｆ（Ｇ，ａ）とその整数Ｇを送信す
る。ステップ２ 検証者は乱数ｂを乱数ｂ発生器２−１で生成し、この乱
数ｂと暗号Ａ及び整数Ｇを用いて暗号演算器２−２で発
生させた暗号Ｂ＝関数Ｆ（Ｇ，ｂ）と暗号Ｘ＝関数Ｆ
（Ａ，ｂ）を証明者に送信する。ステップ３ 証明者は、検証器１−４により暗号Ｘ＝関数Ｆ（Ｂ，
ａ）が成立するか否かを検証する。成立しなければ、本
プロトコルを中断する。成立していれば、乱数ｃ発生器
１−４で生成された乱数ｃを用いて暗号演算器１−５に
より発生させた暗号Ｃ＝関数Ｆ（Ｘ，ｃ），暗号Ｙ＝関
数Ｆ（Ａ，ｃ）及び乱数ａの組合せか、又は乱数ａ，暗
号Ｃ＝関数Ｆ（Ｂ，ｃ），暗号Ｙ＝関数Ｆ（Ｇ，ｃ）の
組合せを検証者に送信する。ステップ４ 検証者は、検証器２−３により暗号Ａ＝関数Ｆ（Ｇ，
ａ）および暗号Ｃ＝関数Ｆ（Ｙ，ｂ）が成立することを
検証する。成立しなければ、本プロトコルを中断する。
成立していれば、暗号Ｃを生成された乱数とする。
【００１３】以下は、離散対数問題に基づいた上記の乱
数生成プロトコルの実現例である。ステップ１ 証明者はＱ｜Ｐ−１を満たす素数Ｐ，Ｑと位数Ｑの元Ｇ
およびＡ＝Ｇa mod Ｐを計算し、検証者に送信する。た
だし、ａは乱数である。ステップ２ 検証者は乱数ｂを生成し、Ｂ＝Ｇb mod ＰとＸ＝Ａb mo
d Ｐを証明者に送信する。ステップ３ 証明者はＸ＝Ｂa mod Ｐが成立することを検証する。成
立しなければ、本プロトコルを中断する。成立していれ
ば、ａ，Ｃ＝Ｘc mod Ｐ，Ｙ＝Ａc mod Ｐの組合せか、
又は、ａ，Ｃ＝Ｂa mod Ｐ，Ｙ＝Ｇc mod Ｐの組合せを
検証者に送信する。ステップ４ 検証者は、Ａ＝Ｇa mod ＰとＣ＝Ｙb mod Ｐが成立する
ことを検証する。成立しなければ、本プロトコルを中断
する。成立していれば、Ｃを生成された乱数とする。
数生成プロトコルの実現例である。ステップ１ 証明者はＱ｜Ｐ−１を満たす素数Ｐ，Ｑと位数Ｑの元Ｇ
およびＡ＝Ｇa mod Ｐを計算し、検証者に送信する。た
だし、ａは乱数である。ステップ２ 検証者は乱数ｂを生成し、Ｂ＝Ｇb mod ＰとＸ＝Ａb mo
d Ｐを証明者に送信する。ステップ３ 証明者はＸ＝Ｂa mod Ｐが成立することを検証する。成
立しなければ、本プロトコルを中断する。成立していれ
ば、ａ，Ｃ＝Ｘc mod Ｐ，Ｙ＝Ａc mod Ｐの組合せか、
又は、ａ，Ｃ＝Ｂa mod Ｐ，Ｙ＝Ｇc mod Ｐの組合せを
検証者に送信する。ステップ４ 検証者は、Ａ＝Ｇa mod ＰとＣ＝Ｙb mod Ｐが成立する
ことを検証する。成立しなければ、本プロトコルを中断
する。成立していれば、Ｃを生成された乱数とする。
【００１４】本発明の利用者認証方式は、以下の条件を
満たす利用者認証方式（以下、基本方式と呼ぶ）に基づ
いて構成される。 健全性が満たされる。 検証者が証明者に送信するメッセージはすべてチャレ
ンジ乱数である。 正直な検証者に対しては、零知識性が満たされる。
満たす利用者認証方式（以下、基本方式と呼ぶ）に基づ
いて構成される。 健全性が満たされる。 検証者が証明者に送信するメッセージはすべてチャレ
ンジ乱数である。 正直な検証者に対しては、零知識性が満たされる。
【００１５】本発明の利用者認証方式では、検証者が証
明者に送信するすべてのチャレンジ乱数を検証者が自分
で生成するのではなく、上述の乱数生成プロトコルにし
たがって、生成することを特徴としている。以下に本発
明の利用者認証方式を示す。ただし、基本方式の通信回
数が３回の場合について示している。図３は原理を示す
フローチャートであり、図４はこの基本方式を実現する
ためのブロック図であり、Ｍ1 ，Ｃ，Ｍ2 を基本方式に
おけるメッセージとする。
明者に送信するすべてのチャレンジ乱数を検証者が自分
で生成するのではなく、上述の乱数生成プロトコルにし
たがって、生成することを特徴としている。以下に本発
明の利用者認証方式を示す。ただし、基本方式の通信回
数が３回の場合について示している。図３は原理を示す
フローチャートであり、図４はこの基本方式を実現する
ためのブロック図であり、Ｍ1 ，Ｃ，Ｍ2 を基本方式に
おけるメッセージとする。
【００１６】図４において、１−６はＭ1 を生成するた
めのＭ1 生成器、１−７はメッセージＭ1 に対応したメ
ッセージＭ2 をチャレンジ乱数Ｃから生成するためのＭ
2 生成器、１−８は証明者のＩＤを示す情報ＩＤと公開
鍵Ｖを記憶しておく鍵情報記憶器である。証明者側装置
１における他の回路１−１，１−２，１−３，１−４，
１−５は図２の場合と同じである。また、検証者側装置
２において、検証器２−３ａは図２の検証器２−３の機
能に付加してメッセージＭ1 ，Ｍ2 の検証も行う。ま
た、２−４は証明者側装置１から送られるＩＤ情報ＩＤ
と公開鍵Ｖを一時記憶する記憶器である。
めのＭ1 生成器、１−７はメッセージＭ1 に対応したメ
ッセージＭ2 をチャレンジ乱数Ｃから生成するためのＭ
2 生成器、１−８は証明者のＩＤを示す情報ＩＤと公開
鍵Ｖを記憶しておく鍵情報記憶器である。証明者側装置
１における他の回路１−１，１−２，１−３，１−４，
１−５は図２の場合と同じである。また、検証者側装置
２において、検証器２−３ａは図２の検証器２−３の機
能に付加してメッセージＭ1 ，Ｍ2 の検証も行う。ま
た、２−４は証明者側装置１から送られるＩＤ情報ＩＤ
と公開鍵Ｖを一時記憶する記憶器である。
【００１７】証明者の公開鍵は、基本方式における公開
鍵Ｖである。証明者の秘密鍵は、基本方式における秘密
鍵Ｓである。この場合の交信ステップは次の通りであ
る。ステップ１ まず、証明者は自分のＩＤと公開鍵Ｖを鍵情報記憶器１
−８から検証者側装置２の記憶器２−４宛に送信する。
そして、証明者は、予め定めた基本方式にしたがってＭ
1 生成器１−６でメッセージＭ1 を計算する。さらに、
乱数ａを乱数発生器１−２で生成し、Ｍ1 生成器１−６
で生成したメッセージＭ1 と、乱数ａおよび整数Ｇを用
いて暗号演算器１−３で発生させた暗号Ａ＝関数Ｆ
（Ｇ，ａ）とその整数Ｇを検証者に送信する。ステップ２ 検証者は乱数ｂ発生器２−１から乱数ｂを生成し、この
乱数ｂと整数Ｇと暗号Ａを用いて暗号演算器２−２で発
生させた暗号Ｂ＝関数Ｆ（Ｇ，ｂ），暗号Ｘ＝関数Ｆ
（Ａ，ｂ）を証明者に送信する。ステップ３ 証明者は、まず、検証器１−４で暗号Ｘ＝関数Ｆ（Ｂ，
ａ）が成立することを検証する。成立しなければ、処理
を中断する。成立していれば、乱数ｃ発生器１−２から
乱数ｃを用いて暗号演算器１−５から発生させたチャレ
ンジ乱数Ｃ＝関数Ｆ（Ｘ，ｃ），暗号Ｙ＝関数Ｆ（Ａ，
ｃ），及びＭ2 生成器１−７からのメッセージＭ2 の組
合せか、又はａ，Ｃ＝Ｆ（Ｂ，ｃ），Ｙ＝Ｆ（Ｇ，
ｃ），Ｍ2 の組合せを送信する。ただし、Ｍ2 は予め定
めた基本方式にしたがって、メッセージＭ1 とチャレン
ジ乱数Ｃの値に応じて計算される。ステップ４ 検証者は、また、検証器２−３ａで暗号Ａ＝関数Ｆ
（Ｇ，ａ）と暗号Ｃ＝関数Ｆ（Ｙ，ｂ）が成立すること
を検証する。成立しなければ、処理を中断する。成立し
ている場合は、メッセージＭ2 が基本方式にしたがって
正当であることを検証する。メッセージＭ2 が正当であ
れば、証明者が正当であるとみなす。
鍵Ｖである。証明者の秘密鍵は、基本方式における秘密
鍵Ｓである。この場合の交信ステップは次の通りであ
る。ステップ１ まず、証明者は自分のＩＤと公開鍵Ｖを鍵情報記憶器１
−８から検証者側装置２の記憶器２−４宛に送信する。
そして、証明者は、予め定めた基本方式にしたがってＭ
1 生成器１−６でメッセージＭ1 を計算する。さらに、
乱数ａを乱数発生器１−２で生成し、Ｍ1 生成器１−６
で生成したメッセージＭ1 と、乱数ａおよび整数Ｇを用
いて暗号演算器１−３で発生させた暗号Ａ＝関数Ｆ
（Ｇ，ａ）とその整数Ｇを検証者に送信する。ステップ２ 検証者は乱数ｂ発生器２−１から乱数ｂを生成し、この
乱数ｂと整数Ｇと暗号Ａを用いて暗号演算器２−２で発
生させた暗号Ｂ＝関数Ｆ（Ｇ，ｂ），暗号Ｘ＝関数Ｆ
（Ａ，ｂ）を証明者に送信する。ステップ３ 証明者は、まず、検証器１−４で暗号Ｘ＝関数Ｆ（Ｂ，
ａ）が成立することを検証する。成立しなければ、処理
を中断する。成立していれば、乱数ｃ発生器１−２から
乱数ｃを用いて暗号演算器１−５から発生させたチャレ
ンジ乱数Ｃ＝関数Ｆ（Ｘ，ｃ），暗号Ｙ＝関数Ｆ（Ａ，
ｃ），及びＭ2 生成器１−７からのメッセージＭ2 の組
合せか、又はａ，Ｃ＝Ｆ（Ｂ，ｃ），Ｙ＝Ｆ（Ｇ，
ｃ），Ｍ2 の組合せを送信する。ただし、Ｍ2 は予め定
めた基本方式にしたがって、メッセージＭ1 とチャレン
ジ乱数Ｃの値に応じて計算される。ステップ４ 検証者は、また、検証器２−３ａで暗号Ａ＝関数Ｆ
（Ｇ，ａ）と暗号Ｃ＝関数Ｆ（Ｙ，ｂ）が成立すること
を検証する。成立しなければ、処理を中断する。成立し
ている場合は、メッセージＭ2 が基本方式にしたがって
正当であることを検証する。メッセージＭ2 が正当であ
れば、証明者が正当であるとみなす。
【００１８】本発明の利用者認証方式は、通信回数が３
回であり、効率がよい。また、零知識性を満たすので、
安全性も高い。、以下では、本発明の利用者認証方式が
零知識証明となることを示す。
回であり、効率がよい。また、零知識性を満たすので、
安全性も高い。、以下では、本発明の利用者認証方式が
零知識証明となることを示す。
【００１９】完全性，健全性 完全性は自明である。以下、健全性について述べる。ス
テップ１でのメッセージを固定し、ステップ２における
検証者の異なる乱数ｂ，ｂ' を考える。ｂ≠ｂ’である
から、Ｘ＝Ｆ（Ａ，ｂ）とＸ’＝Ｆ（Ａ，ｂ’）および
Ｂ＝Ｆ（Ｇ，ｂ）とＢ’＝Ｆ（Ｇ，ｂ’）も異なる。ス
テップ４での検証者のチェックＣ＝Ｆ（Ｙ，ｂ）を成立
させるためには、証明者は、あるｃ，ｃ’によりＣ＝Ｆ
（Ｘ，ｃ），Ｃ’＝Ｆ（Ｘ’，ｃ’）あるはいＣ＝Ｆ
（Ｂ，ｃ），Ｃ’＝Ｆ（Ｂ’，ｃ’）を計算しなければ
ならない。このとき、Ｃ＝Ｃ’となる確率は無視でき
る。さもなくば、値Ｚ（Ｘ’＝Ｆ（Ｘ，Ｚ）あるいは
Ｂ’＝Ｆ（Ｂ，Ｚ）が計算されてしまうからである。従
って、ほぼ１のかつ率でｂ≠ｂ’ならばＣ≠Ｃ’である
ので、基本方式の健全性から、本発明の方式の健全性が
導かれる。
テップ１でのメッセージを固定し、ステップ２における
検証者の異なる乱数ｂ，ｂ' を考える。ｂ≠ｂ’である
から、Ｘ＝Ｆ（Ａ，ｂ）とＸ’＝Ｆ（Ａ，ｂ’）および
Ｂ＝Ｆ（Ｇ，ｂ）とＢ’＝Ｆ（Ｇ，ｂ’）も異なる。ス
テップ４での検証者のチェックＣ＝Ｆ（Ｙ，ｂ）を成立
させるためには、証明者は、あるｃ，ｃ’によりＣ＝Ｆ
（Ｘ，ｃ），Ｃ’＝Ｆ（Ｘ’，ｃ’）あるはいＣ＝Ｆ
（Ｂ，ｃ），Ｃ’＝Ｆ（Ｂ’，ｃ’）を計算しなければ
ならない。このとき、Ｃ＝Ｃ’となる確率は無視でき
る。さもなくば、値Ｚ（Ｘ’＝Ｆ（Ｘ，Ｚ）あるいは
Ｂ’＝Ｆ（Ｂ，Ｚ）が計算されてしまうからである。従
って、ほぼ１のかつ率でｂ≠ｂ’ならばＣ≠Ｃ’である
ので、基本方式の健全性から、本発明の方式の健全性が
導かれる。
【００２０】零知識性 本発明の利用者認証方式におけるチャレンジ乱数Ｃの値
は、任意の検証者に対して、一様に分布する。従って、
本発明の利用者認証方式の零知識性は、基本方式の、正
直な検証者に対する零知識性に帰着する。
は、任意の検証者に対して、一様に分布する。従って、
本発明の利用者認証方式の零知識性は、基本方式の、正
直な検証者に対する零知識性に帰着する。
【００２１】
【実施例】以下、本発明の実施例を示す。動作フローチ
ャート及びブロック図は図３，図４と同様である。証明
者の公開鍵は、Ｑ｜Ｐ−１を満たす素数Ｐ，Ｑと、位数
Ｑの元ＧおよびＶである。証明者の秘密鍵は、Ｖ＝Ｇ-s
mod Ｐを満たすＳである。ステップ１ まず、証明者は鍵情報記憶器１−８から検証者側装置２
の記憶器２−４宛に自分のＩＤと公開鍵Ｖを送信する。
さらに、証明者は乱数Ｒ，ａを生成し、乱数Ｒを用いて
Ｍ1 生成器１−５からメッセージＭ1 ＝ＧR mod Ｐと暗
号Ａ＝Ｇa modＰを検証者に送信する。ステップ２ 検証者は乱数ｂを生成し、この乱数ｂを用いて暗号演算
器２−２から発生させた暗号Ｂ＝Ｇb mod Ｐ ，暗号Ｘ
＝Ａb mod Ｐを証明者に送信する。ステップ３ 証明者は、検証器１−４において、まず暗号Ｘ＝Ｂa mo
d Ｐが成立することを検証する。成立しなければ、処理
を中断する。成立していれば、乱数ｃ発生器１−２で乱
数ｃを生成し、乱数ａ生成器１−４からの乱数ａ，検証
器１−４からの暗号Ｃ＝Ｘc と暗号Ｙ＝Ａc （ａ，Ｃ＝
Ｂc ，Ｙ＝Ｇc でもよい）を送信する。さらに、証明者
はＭ２生成器１−６でメッセージＭ2 ＝Ｒ＋ＣＳmod Ｑ
を計算し、検証者に送信する。ステップ４ 検証者は、検証器２−３ａにおいて、まず、暗号Ａ＝Ｇ
a mod Ｐと暗号Ｃ＝Ｙb mod Ｐが成立することを検証す
る。成立しなければ、処理を中断する。成立している場
合は、検証者は
ャート及びブロック図は図３，図４と同様である。証明
者の公開鍵は、Ｑ｜Ｐ−１を満たす素数Ｐ，Ｑと、位数
Ｑの元ＧおよびＶである。証明者の秘密鍵は、Ｖ＝Ｇ-s
mod Ｐを満たすＳである。ステップ１ まず、証明者は鍵情報記憶器１−８から検証者側装置２
の記憶器２−４宛に自分のＩＤと公開鍵Ｖを送信する。
さらに、証明者は乱数Ｒ，ａを生成し、乱数Ｒを用いて
Ｍ1 生成器１−５からメッセージＭ1 ＝ＧR mod Ｐと暗
号Ａ＝Ｇa modＰを検証者に送信する。ステップ２ 検証者は乱数ｂを生成し、この乱数ｂを用いて暗号演算
器２−２から発生させた暗号Ｂ＝Ｇb mod Ｐ ，暗号Ｘ
＝Ａb mod Ｐを証明者に送信する。ステップ３ 証明者は、検証器１−４において、まず暗号Ｘ＝Ｂa mo
d Ｐが成立することを検証する。成立しなければ、処理
を中断する。成立していれば、乱数ｃ発生器１−２で乱
数ｃを生成し、乱数ａ生成器１−４からの乱数ａ，検証
器１−４からの暗号Ｃ＝Ｘc と暗号Ｙ＝Ａc （ａ，Ｃ＝
Ｂc ，Ｙ＝Ｇc でもよい）を送信する。さらに、証明者
はＭ２生成器１−６でメッセージＭ2 ＝Ｒ＋ＣＳmod Ｑ
を計算し、検証者に送信する。ステップ４ 検証者は、検証器２−３ａにおいて、まず、暗号Ａ＝Ｇ
a mod Ｐと暗号Ｃ＝Ｙb mod Ｐが成立することを検証す
る。成立しなければ、処理を中断する。成立している場
合は、検証者は
【数３】 が成立するかどうかを検証し、成立すれば証明者は正当
であるとみなす。
であるとみなす。
【００２２】
【発明の効果】以上詳細に説明したように、本発明を用
いるとネットワークにおいて、正当な利用者と不正な利
用者を識別できるため、アクセス制御や電子契約などの
システムの安全性を向上させる効果が大である。さら
に、本発明の利用者認証方式は零知識性を満たし、か
つ、通信回線が３回であるので、本発明を利用したシス
テムは、従来方式を使用したシステムよりも、安全かつ
効率的である。従って、例えば、通信ネットワーク上で
のアクセス制御，電子契約などの分野に適用して効果が
大きい。
いるとネットワークにおいて、正当な利用者と不正な利
用者を識別できるため、アクセス制御や電子契約などの
システムの安全性を向上させる効果が大である。さら
に、本発明の利用者認証方式は零知識性を満たし、か
つ、通信回線が３回であるので、本発明を利用したシス
テムは、従来方式を使用したシステムよりも、安全かつ
効率的である。従って、例えば、通信ネットワーク上で
のアクセス制御，電子契約などの分野に適用して効果が
大きい。
【図１】本発明に用いる乱数生成プロトコルを示すフロ
ーチャートである。
ーチャートである。
【図２】本発明に用いる乱数生成プロトコルを実現する
構成例を示すブロック図である。
構成例を示すブロック図である。
【図３】本発明の利用者認証方式を説明するためのフロ
ーチャートである。
ーチャートである。
【図４】本発明の利用者認証方式を実現する構成例を示
すブロック図である。
すブロック図である。
【図５】利用者認証方式を説明するためのブロック図で
ある。
ある。
【図６】利用者認証方式の従来例１を説明するためのフ
ローチャートである。
ローチャートである。
【図７】利用者認証方式の従来例２を説明するためのフ
ローチャートである。
ローチャートである。
１ 証明者側装置 １−１ 乱数ａ発生器 １−２ 乱数ｃ発生器 １−３ 暗号演算器 １−４ 検証器 １−５ 暗号演算器 １−６ Ｍ1 生成器 １−７ Ｍ2 生成器 １−８ 鍵情報記憶器 ２ 検証者側装置 ２−１ 乱数ｂ発生器 ２−２ 暗号演算器 ２−３，２−３ａ 検証器 ２−４ 記憶器
Claims (3)
- 【請求項１】 証明者は整数Ｇと乱数ａを生成して、該
整数Ｇと暗号Ａ＝関数Ｆ（Ｇ，ａ）を検証者に送信し、 該検証者は乱数ｂを生成して暗号Ｂ＝関数Ｆ（Ｇ，ｂ）
と暗号Ｘ＝関数Ｆ（Ａ，ｂ）を証明者に送信し、 前記証明者は、暗号Ｘ＝関数Ｆ（Ｂ，ａ）の関係が成立
することを検証したときには、乱数ａと暗号Ｃ＝関数Ｆ
（Ｘ，ｃ）と暗号Ｙ＝関数Ｆ（Ａ，ｃ）との組合せか又
は乱数ａと暗号Ｃ＝関数（Ｂ，ｃ）と暗号Ｙ＝関数Ｆ
（Ｇ，ｃ）との組合せかを検証者に送信し、 該検証者は暗号Ａ＝関数Ｆ（Ｇ，ａ）及び暗号Ｃ＝関数
Ｆ（Ｙ，ｂ）の二つの関係が同時に成立することを検証
したときには前記暗号Ｃを成立された乱数として保持
し、 該検証者は該成立された乱数Ｃをチャレンジ乱数として
用いて前記証明者の正当性を検証するようにした利用者
認証方式。 - 【請求項２】 証明者は、該証明者のＩＤと公開鍵Ｖを
検証者に送信し、予め定めた規則に従ってメッセージＭ
1 を計算し、さらに整数Ｇおよび乱数ａを生成して、該
メッセージＭ1 と前記整数Ｇ及び暗号Ａ＝関数Ｆ（Ｇ，
ａ）を検証者に送信し、 該検証者は、乱数ｂを生成し、暗号Ｂ＝関数Ｆ（Ｇ，
ｂ）と暗号Ｘ＝関数Ｆ（Ａ，ｂ）を前記証明者に送信
し、 前記証明者は、暗号Ｘ＝関数Ｆ（Ｂ，ａ）の関係が成立
することを検証したときには、乱数ｃを生成し、前記乱
数ａとチャレンジ乱数Ｃ＝関数Ｆ（Ｘ，ｃ）と暗号Ｙ＝
関数Ｆ（Ａ，ｃ）に付加して前記メッセージＭ1 と前記
チャレンジ乱数Ｃに従って生成されるメッセージＭ2 と
の第１の組合せか、又は、前記乱数ａとチャレンジ乱数
Ｃ＝関数Ｆ（Ｂ，ｃ）と暗号Ｙ＝関数Ｆ（Ｇ，ｃ）と前
記Ｍ2 との第２の組合せかを前記検証者に送信し、 前記検証者は、前記暗号Ａ＝関数Ｆ（Ｇ，ａ）と前記チ
ャレンジ乱数Ｃ＝関数Ｆ（Ｙ，ｂ）の二つの関係が同時
に成立した場合において前記メッセージＭ2 が前記予め
定めた規則に従って前記メッセージＭ1 と前記チャレン
ジ乱数Ｃに対応した正当なメッセージであると判断され
たときに、前記証明者の正当性を検証するようにした利
用者認証方式。 - 【請求項３】 証明者の公開鍵がＱ｜Ｐ−１を満たす素
数Ｐ，Ｑと位数Ｑの元ＧおよびＶであり、秘密鍵が該公
開鍵Ｖ＝Ｇ-smod Ｐを満たすＳであるとしたときに、 該証明者は、該証明者のＩＤと公開鍵Ｖを検証者に送信
し、乱数Ｒと乱数ａを生成し、メッセージＭ1 ＝ＧR mo
d Ｐと暗号Ａ＝Ｇa mod Ｐを検証者に送信し、 該検証者は乱数ｂを生成し、該乱数ｂを用いて作成した
暗号Ｂ＝Ｇb mod Ｐと暗号Ｘ＝Ａb mod Ｐを前記証明者
に送信し、 該証明者は、暗号Ｘ＝Ｂa mod Ｐが成立することを検証
したときには、乱数ｃを生成して、前記乱数ａとチャレ
ンジ乱数Ｃ＝Ｘc mod Ｐと暗号Ｙ＝Ａc mod Ｐとよりな
る第１の組合せか、又は前記乱数ａとチャレンジ乱数Ｃ
＝Ｂc mod Ｐと暗号Ｙ＝Ｇc mod Ｐよりなる第２の組合
せを前記検証者に送信するとともに、メッセージＭ2 ＝
Ｒ＋ＣＳmod Ｑを前記検証者に送信し、 該検証者は、暗号Ａ＝Ｇa mod Ｐとチャレンジ乱数Ｃ＝
Ｙb mod Ｐの二つの関係が同時に成立していることを検
証した場合において、 【数１】 が成立していることを検証したときには、前記証明者の
正当性を検証するようにした利用者認証方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP10063867A JPH11252070A (ja) | 1998-03-02 | 1998-03-02 | 利用者認証方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP10063867A JPH11252070A (ja) | 1998-03-02 | 1998-03-02 | 利用者認証方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH11252070A true JPH11252070A (ja) | 1999-09-17 |
Family
ID=13241697
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP10063867A Pending JPH11252070A (ja) | 1998-03-02 | 1998-03-02 | 利用者認証方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH11252070A (ja) |
Cited By (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2002215027A (ja) * | 2001-01-22 | 2002-07-31 | Toshiba Corp | 属性証明プログラム及び装置 |
| JP2007049571A (ja) * | 2005-08-11 | 2007-02-22 | Nec Corp | 否認可能零知識対話証明に適用される証明装置及び検証装置 |
| JPWO2007007836A1 (ja) * | 2005-07-13 | 2009-01-29 | 日本電信電話株式会社 | 認証システム、認証方法、証明装置、検証装置、それらのプログラム及び記録媒体 |
| JP2012070460A (ja) * | 2012-01-12 | 2012-04-05 | Nec Corp | 否認可能零知識対話証明に適用される証明装置及び検証装置 |
Citations (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH04117826A (ja) * | 1990-09-07 | 1992-04-17 | Matsushita Electric Ind Co Ltd | 認証機能付き鍵配送方式 |
| JPH07287515A (ja) * | 1994-03-31 | 1995-10-31 | Korea Telecommun Authority | 認証交換と電子署名方法 |
| JPH08328472A (ja) * | 1995-05-26 | 1996-12-13 | Korea Telecommun Authority | 認証交換方法、復元型電子署名方法、付加型電子署名方法、鍵交換方法、復元型公衆電子署名方法、付加型公衆電子署名方法およびブラインド電子署名方法 |
-
1998
- 1998-03-02 JP JP10063867A patent/JPH11252070A/ja active Pending
Patent Citations (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH04117826A (ja) * | 1990-09-07 | 1992-04-17 | Matsushita Electric Ind Co Ltd | 認証機能付き鍵配送方式 |
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| JPH08328472A (ja) * | 1995-05-26 | 1996-12-13 | Korea Telecommun Authority | 認証交換方法、復元型電子署名方法、付加型電子署名方法、鍵交換方法、復元型公衆電子署名方法、付加型公衆電子署名方法およびブラインド電子署名方法 |
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|---|---|---|---|---|
| JP2002215027A (ja) * | 2001-01-22 | 2002-07-31 | Toshiba Corp | 属性証明プログラム及び装置 |
| JP4678956B2 (ja) * | 2001-01-22 | 2011-04-27 | 株式会社東芝 | 属性証明プログラム及び装置 |
| JPWO2007007836A1 (ja) * | 2005-07-13 | 2009-01-29 | 日本電信電話株式会社 | 認証システム、認証方法、証明装置、検証装置、それらのプログラム及び記録媒体 |
| JP4555859B2 (ja) * | 2005-07-13 | 2010-10-06 | 日本電信電話株式会社 | 認証システム、認証方法、証明装置、検証装置、それらのプログラム及び記録媒体 |
| JP2007049571A (ja) * | 2005-08-11 | 2007-02-22 | Nec Corp | 否認可能零知識対話証明に適用される証明装置及び検証装置 |
| JP2012070460A (ja) * | 2012-01-12 | 2012-04-05 | Nec Corp | 否認可能零知識対話証明に適用される証明装置及び検証装置 |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A131 | Notification of reasons for refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A131 Effective date: 20050419 |
|
| A131 | Notification of reasons for refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A131 Effective date: 20060124 |
|
| A02 | Decision of refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A02 Effective date: 20060530 |