JPS59165544A - 通信暗号化鍵配送方式 - Google Patents
通信暗号化鍵配送方式Info
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Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
発明の技術分野
本発明は、ホストコンピュータと複数の端末装置或いは
交換機を介して複数の電話機端末間を結ぶ通信システム
に於て、暗号通信を行う為の暗号従来技術と問題点 各種の通信に於て、通信内容を第３者が理解できないよ
うにする為に暗号化して通信する方式があり、各種の暗
号化通信方式が提案されている。
交換機を介して複数の電話機端末間を結ぶ通信システム
に於て、暗号通信を行う為の暗号従来技術と問題点 各種の通信に於て、通信内容を第３者が理解できないよ
うにする為に暗号化して通信する方式があり、各種の暗
号化通信方式が提案されている。
暗号化は、誰でも判るような情報（平文）Ｐを、暗号化
ｌ！ｋｅで意味の判らない情報（暗号文）、Ｃに変換す
ることであり、Ｅｋｅ（Ｐ）−Ｃで表される。又暗号文
Ｃを解読するには、解読鍵ｋｄにより、Ｄｋｄ （Ｃ）
−Ｄｋｄ （Ｅｋｅ （Ｐ） ） →Ｐで表される変
換を行うことであり、Ｄ ｋｄ＝ Ｅ ｋｅ−’の関係
がある。この解読鍵Ｄｋｄを第３者が導出できないよう
に、一方向性関数を利用するのが一般的である。
ｌ！ｋｅで意味の判らない情報（暗号文）、Ｃに変換す
ることであり、Ｅｋｅ（Ｐ）−Ｃで表される。又暗号文
Ｃを解読するには、解読鍵ｋｄにより、Ｄｋｄ （Ｃ）
−Ｄｋｄ （Ｅｋｅ （Ｐ） ） →Ｐで表される変
換を行うことであり、Ｄ ｋｄ＝ Ｅ ｋｅ−’の関係
がある。この解読鍵Ｄｋｄを第３者が導出できないよう
に、一方向性関数を利用するのが一般的である。
（２）
一方向性関数としては、ＸＩ、Ｘ２を素数として、ｙ＝
Ｘ ＋ ・ｘ２とした関数や、ｙとａ′ とをｎで割
算して同じ剰余が得られることから、ｎを法として合同
となるｙ−＝ａ（ｍｏｄｎ）の関数等がある。このよう
な一方向性関数は、ｙを求めるのは容易であるが、ｙか
らｘｌ＋ Ｘ２又はＸを求めるのは困難であり、ｙの
桁数（ビット数）を多くすると、現在のコンピュータに
よっても、ｙからＸｌ、Ｘ２又はＸを求めるのは殆ど不
可能に近いものとなる。
Ｘ ＋ ・ｘ２とした関数や、ｙとａ′ とをｎで割
算して同じ剰余が得られることから、ｎを法として合同
となるｙ−＝ａ（ｍｏｄｎ）の関数等がある。このよう
な一方向性関数は、ｙを求めるのは容易であるが、ｙか
らｘｌ＋ Ｘ２又はＸを求めるのは困難であり、ｙの
桁数（ビット数）を多くすると、現在のコンピュータに
よっても、ｙからＸｌ、Ｘ２又はＸを求めるのは殆ど不
可能に近いものとなる。
このような暗号化鍵により暗号化して通信し、解読鍵に
より解読する暗号化通信方式により、情報の保護が確実
となり、送受信者間の通信内容を第３者が傍受しても、
その内容を解読することができないことになるが、暗号
化鍵の配送が問題となる。
より解読する暗号化通信方式により、情報の保護が確実
となり、送受信者間の通信内容を第３者が傍受しても、
その内容を解読することができないことになるが、暗号
化鍵の配送が問題となる。
第１図は、ホストコンピュータＨＳ Ｔと複数の端末装
置Ａ、Ｂ、 ・・・Ｎとを結ぶ通信システムに於て、
それぞれインタフェース部を含む暗号化復号化装置ＥＤ
、ＥＤａ、ＥＤｂ、 ・・・ＥＤｎ（３） を設け、暗号化通信を行うシステムの説明図であり、ホ
ストコンピュータＨ３Ｔ及び各端末装置Ａ、Ｂ、・・・
Ｎには固有の秘密鍵があり、通信開始前に暗号化鍵を配
送して、その暗号化鍵により伝送情報を暗号化し、その
暗号化鍵から解読鍵を形成して受信情報を解読するもの
である。その場合の暗号化鍵の配送に於て、第３者に暗
号化鍵が判らないようにする必要があり、人手による配
送が安全である。しかし、１対ｎの通信を行う場合には
、その配送が容易でないものである。
置Ａ、Ｂ、 ・・・Ｎとを結ぶ通信システムに於て、
それぞれインタフェース部を含む暗号化復号化装置ＥＤ
、ＥＤａ、ＥＤｂ、 ・・・ＥＤｎ（３） を設け、暗号化通信を行うシステムの説明図であり、ホ
ストコンピュータＨ３Ｔ及び各端末装置Ａ、Ｂ、・・・
Ｎには固有の秘密鍵があり、通信開始前に暗号化鍵を配
送して、その暗号化鍵により伝送情報を暗号化し、その
暗号化鍵から解読鍵を形成して受信情報を解読するもの
である。その場合の暗号化鍵の配送に於て、第３者に暗
号化鍵が判らないようにする必要があり、人手による配
送が安全である。しかし、１対ｎの通信を行う場合には
、その配送が容易でないものである。
第２図は従来の暗号化鍵の配送手順の説明図であり、端
末装置Ａ、ＢとホストコンピークＨＳ Ｔとの間の暗号
化鍵の配送について示すものであり、他の端末装置に対
しても同様となるものである。まず端末装置Ａ、Ｂは、
その端末装置固有の秘密鍵αａ、αｂを草束関数（Ｙ
ａ ＝Ｍ （ｍｏｄ ｎ ）ｄｌ＋ ） 、 ［Ｙｂ ＝Ｍ （ｍｏｄ ｎ ） ）の形式
に変換し、この変換秘密鍵Ｙａ、Ｙｂをポストコンピュ
ータＨ３Ｔへ配送する。この変換秘密鍵の配送は、伝送
路を介して行うことも可能であるが、人手による（４） 配送によることが好適である。このように人手による配
送を含む場合を物理的配送と称することにする。
末装置Ａ、ＢとホストコンピークＨＳ Ｔとの間の暗号
化鍵の配送について示すものであり、他の端末装置に対
しても同様となるものである。まず端末装置Ａ、Ｂは、
その端末装置固有の秘密鍵αａ、αｂを草束関数（Ｙ
ａ ＝Ｍ （ｍｏｄ ｎ ）ｄｌ＋ ） 、 ［Ｙｂ ＝Ｍ （ｍｏｄ ｎ ） ）の形式
に変換し、この変換秘密鍵Ｙａ、Ｙｂをポストコンピュ
ータＨ３Ｔへ配送する。この変換秘密鍵の配送は、伝送
路を介して行うことも可能であるが、人手による（４） 配送によることが好適である。このように人手による配
送を含む場合を物理的配送と称することにする。
ポストコンピュータＨＳ Ｔは、端末装置Ａ、 Ｂか
ら配送された変換秘密鍵Ｙａ、Ｙｂを草束関数の底とし
て、ホストコンピュータＨＳ Ｔ固有の秘密鍵αｈを幕
として変換共通鍵Ｚ ａｈ、 Ｚ ｂｈを形成する。
ら配送された変換秘密鍵Ｙａ、Ｙｂを草束関数の底とし
て、ホストコンピュータＨＳ Ｔ固有の秘密鍵αｈを幕
として変換共通鍵Ｚ ａｈ、 Ｚ ｂｈを形成する。
この変換共通＆Ｍ！Ｚａｈ、 Ｚｂｈは、ｑに
Ｚａｈ＝ （Ｙａ） （ｍｏｄ ｎ ）ぺに
Ｚｂｈ＝ （Ｙｂ） （ｍｏｄ ｎ ）で表される。
又ホストコンピュータ固有の秘密鍵ｈ
ａｈを草束関数［Ｙ ｈ ＝Ｍ （ｍｏｄ ｎ ） ）
の形式に変換して、端末装置Ａ、Ｂへ配送する。この変
換秘密鍵ｙｈは、各端末装置に対して同一となるので、
同報通信等の方式により配送することができる。
の形式に変換して、端末装置Ａ、Ｂへ配送する。この変
換秘密鍵ｙｈは、各端末装置に対して同一となるので、
同報通信等の方式により配送することができる。
端末装置Ａでは、ホストコンピュータＨＳ Ｔから配送
された変換秘密１１ｊＹｈと端末装置Ａの秘密鍵αａと
により、Ｚａｈ＝ （Ｙｈ） （ｍｏｄ ｎ ）から
ホストコンピュータＨＳ Ｔで形成した変換共通鍵（５
） と同一の変換共通鍵を形成する。又端末装置Ｂに於ても
、同様にしてホストコンピュータＨ３Ｔからの変換秘密
＆！Ｙｈと端末装置Ｂ固有の秘密鍵αｂとから変換共通
鍵ｚｂｈを形成する。
された変換秘密１１ｊＹｈと端末装置Ａの秘密鍵αａと
により、Ｚａｈ＝ （Ｙｈ） （ｍｏｄ ｎ ）から
ホストコンピュータＨＳ Ｔで形成した変換共通鍵（５
） と同一の変換共通鍵を形成する。又端末装置Ｂに於ても
、同様にしてホストコンピュータＨ３Ｔからの変換秘密
＆！Ｙｈと端末装置Ｂ固有の秘密鍵αｂとから変換共通
鍵ｚｂｈを形成する。
又ホストコンピュータＨＳ Ｔは、変換共通鍵Ｚａｈ、
Ｚｂｈを慣用暗号系の鍵とし、全局共通の暗号通信
用としての鍵ＫＥＹを用いて暗号化する。即ちＥを暗号
関数とすると、Ｅ （Ｚａｈ、ＫＥＹ）及びＥ （Ｚｂ
ｈ、ＫＥＹ）の暗号化によって、端末装置Ａ、Ｂへ配送
する。
Ｚｂｈを慣用暗号系の鍵とし、全局共通の暗号通信
用としての鍵ＫＥＹを用いて暗号化する。即ちＥを暗号
関数とすると、Ｅ （Ｚａｈ、ＫＥＹ）及びＥ （Ｚｂ
ｈ、ＫＥＹ）の暗号化によって、端末装置Ａ、Ｂへ配送
する。
端末装置Ａでは、変換共通鍵Ｚａｈと、鍵ＫＥＹの暗号
化情報とを受信して、 ＫＥＹ＝Ｄ （Ｚａｈ、Ｅ （Ｚａｈ、ＫＥＹ））の復
号化により、全局共通の鍵ＫＥＹを求めることができる
。又端末装置Ｂに於ても、変換共通鍵ｚｂｈと鍵ＫＥＹ
の暗号化情報とから、ＫＥＹ＝Ｄ 、（Ｚｂｈ、Ｅ （
Ｚｂｈ、ＫＥＹ））の復号化により、全局共通の鍵ＫＥ
Ｙを求めることができる。従って暗号通信システムに加
入する端末装置については、全局共通の鍵ＫＥＹにより
（６） 暗号化して送信することにより、各端末装置は受信した
暗号文を解読することができる。
化情報とを受信して、 ＫＥＹ＝Ｄ （Ｚａｈ、Ｅ （Ｚａｈ、ＫＥＹ））の復
号化により、全局共通の鍵ＫＥＹを求めることができる
。又端末装置Ｂに於ても、変換共通鍵ｚｂｈと鍵ＫＥＹ
の暗号化情報とから、ＫＥＹ＝Ｄ 、（Ｚｂｈ、Ｅ （
Ｚｂｈ、ＫＥＹ））の復号化により、全局共通の鍵ＫＥ
Ｙを求めることができる。従って暗号通信システムに加
入する端末装置については、全局共通の鍵ＫＥＹにより
（６） 暗号化して送信することにより、各端末装置は受信した
暗号文を解読することができる。
このように従来の暗号化鍵の配送は、ポス１−コンピュ
ータＨＳ Ｔから端末装置へ、ポストコンピュータＨ５
Ｔの変換秘密ｖＪｌｙｈを配送し、又全局共通の鍵ＫＥ
Ｙの暗号化情報を配送するものであるから、配送手順が
多い欠点がある。なお全局共通の鍵ＫＥＹを配送する以
外の他の変換アルゴリズムを使用する場合は、システム
構成が前述の場合よりも複雑となる欠点が生しるもので
ある。
ータＨＳ Ｔから端末装置へ、ポストコンピュータＨ５
Ｔの変換秘密ｖＪｌｙｈを配送し、又全局共通の鍵ＫＥ
Ｙの暗号化情報を配送するものであるから、配送手順が
多い欠点がある。なお全局共通の鍵ＫＥＹを配送する以
外の他の変換アルゴリズムを使用する場合は、システム
構成が前述の場合よりも複雑となる欠点が生しるもので
ある。
上記説明では、ポストコンピュータと端末装置とを結ぶ
例で説明したが、複数の電話機端末間に於ける秘密の電
話会議システムに於ても同様のことが言える。
例で説明したが、複数の電話機端末間に於ける秘密の電
話会議システムに於ても同様のことが言える。
発明の目的
本発明は、暗号化鍵の配送を効率良く行うことができる
暗号化鍵の配送方式を提供することを目的とするもので
ある。以下実施例について詳細に説明する。
暗号化鍵の配送方式を提供することを目的とするもので
ある。以下実施例について詳細に説明する。
発明の実施例
（７）
第３図は本発明の実施例の暗号化鍵の配送手順の説明図
であり、端末装置へについては、その端末装置Ａ固有の
秘密鍵αａの逆数ｓａを求める。
であり、端末装置へについては、その端末装置Ａ固有の
秘密鍵αａの逆数ｓａを求める。
これはＹ ａ ＝ Ｍ”（ｍｏｄ ｎ ）からＭ ＝
Ｙ ａ”（ｍｏｄ ｎ）となるｓａを求めるものである
。この逆数ｓａを草束関数の幕として変換秘密鍵Ｙａ゛
を形成する。即ちＹａ’ ＝Ｍ （ｎｏｄ ｎ ）の
変換を行う。この変換秘密ｊｌｊＹａ”を物理的配送に
よりホストコンピュータＨ５Ｔへ配送する。
Ｙ ａ”（ｍｏｄ ｎ）となるｓａを求めるものである
。この逆数ｓａを草束関数の幕として変換秘密鍵Ｙａ゛
を形成する。即ちＹａ’ ＝Ｍ （ｎｏｄ ｎ ）の
変換を行う。この変換秘密ｊｌｊＹａ”を物理的配送に
よりホストコンピュータＨ５Ｔへ配送する。
秘密鍵αａの逆数ｓａは、αａとｎ−１とを互いに素で
ある数とすると、即ち（αａ、ｎ−１）−１とすると、
Ｍ ＝ ｌ （ｍｏｄ ｎ ） ＣＦｅｒｍａｔ
の定理〕からｌを任意数として、Ｍ ＝ ｌ （ｍ
ｏｄ ｎ）となり、従ってＭ ミＭとなり、Ｍ＝Ｍ
＝！（＾−＋）＋１ Ｍ （ｍｏｄｎ）と表すことができ、ｔｘａ −
ｓ ａ −（ｎ−１）［＝１の整数方程式からｓａを互
除法を用いて求めることができる。
ある数とすると、即ち（αａ、ｎ−１）−１とすると、
Ｍ ＝ ｌ （ｍｏｄ ｎ ） ＣＦｅｒｍａｔ
の定理〕からｌを任意数として、Ｍ ＝ ｌ （ｍ
ｏｄ ｎ）となり、従ってＭ ミＭとなり、Ｍ＝Ｍ
＝！（＾−＋）＋１ Ｍ （ｍｏｄｎ）と表すことができ、ｔｘａ −
ｓ ａ −（ｎ−１）［＝１の整数方程式からｓａを互
除法を用いて求めることができる。
以下ホストコンピュータ或いは交換機の制御装置等をホ
ス１〜ＨＳ Ｔと称し、端末装置は電話機端（８） 末も含むものとして説明する。（尚、交換機システムを
用いた構成については、後述の第５図及びその説明によ
り明らかになる。） ホストＨ３Ｔでは、端末装置Ａから配送された変換秘密
鍵Ｙａ’ と、ホス１〜Ｈ５Ｔ固有の秘密鍵＝ｉｈ。
ス１〜ＨＳ Ｔと称し、端末装置は電話機端（８） 末も含むものとして説明する。（尚、交換機システムを
用いた構成については、後述の第５図及びその説明によ
り明らかになる。） ホストＨ３Ｔでは、端末装置Ａから配送された変換秘密
鍵Ｙａ’ と、ホス１〜Ｈ５Ｔ固有の秘密鍵＝ｉｈ。
αｈとにより、Ｙｈａ＝ （Ｙａ’ ） （ｍｏｄ
ｎ ）の変換処理により変換秘密鍵Ｙｈａを形成して、
端末装置Ａへ伝送路を介して配送する。
ｎ ）の変換処理により変換秘密鍵Ｙｈａを形成して、
端末装置Ａへ伝送路を介して配送する。
通の１１！Ｚを求めることができる。
端末装置Ｂ及びホストＨ８Ｔに於ても、それぞれ前述と
同じ手順により、全局共通の鍵Ｚを求めることができる
ので、暗号化鍵の配送が行われたことになる。
同じ手順により、全局共通の鍵Ｚを求めることができる
ので、暗号化鍵の配送が行われたことになる。
又ホス）Ｈ３Ｔで形成した変換秘密鍵ｙｈｂを端末装置
Ｂへ配送する途中で、端末装置Ｃが盗聴したとしても、
端末装置Ｂ固有の秘密鍵αｂを知らないと、鍵Ｚを得る
ことができないことになり、従ってホストＨ８Ｔで形成
した変換秘密鍵ｙｈｂを（９） 伝送路で配送しても安全となる。
Ｂへ配送する途中で、端末装置Ｃが盗聴したとしても、
端末装置Ｂ固有の秘密鍵αｂを知らないと、鍵Ｚを得る
ことができないことになり、従ってホストＨ８Ｔで形成
した変換秘密鍵ｙｈｂを（９） 伝送路で配送しても安全となる。
第４図は本発明の実施例のホス）Ｈ３Ｔ及び端末装置へ
の要部ブロック図であり、■は逆数算出部、２は草束演
算部、３は送信部、４は受信部、５は草束演算部、６は
送受切換スイッチ、７は伝送路、８は草束演算部、９は
受信部、１０は送信部、１１は草束演算部、１２は送受
切換スイッチである。端末装置Ａ固有の秘密鍵αａの逆
数ｓａを逆数算出部ｌで算出する。この逆数算出部１は
、前述の整数方程式ｔｘａ−ｓａ −（ｎ−１） ｌ＝
１からｓａを求める凍算回路から構成されるものである
。
の要部ブロック図であり、■は逆数算出部、２は草束演
算部、３は送信部、４は受信部、５は草束演算部、６は
送受切換スイッチ、７は伝送路、８は草束演算部、９は
受信部、１０は送信部、１１は草束演算部、１２は送受
切換スイッチである。端末装置Ａ固有の秘密鍵αａの逆
数ｓａを逆数算出部ｌで算出する。この逆数算出部１は
、前述の整数方程式ｔｘａ−ｓａ −（ｎ−１） ｌ＝
１からｓａを求める凍算回路から構成されるものである
。
逆数算出部１からの逆数ｓａは草束演算部２に加えられ
る。草束演算部２は変換秘密鍵Ｙａ’ ＝Ｍ”（ｍｏ
ｄ ｎ ）の草束演算を行う構成を有し、演算出力の変
換秘密鍵Ｙａ°は送信部３に加えられる。送受切換スイ
ッチ６．１２を実線位置に切換えておくことにより、送
信部３からその変換秘密鍵Ｙａ’を伝送路７を介してホ
ストＨ８Ｔへ配送する。
る。草束演算部２は変換秘密鍵Ｙａ’ ＝Ｍ”（ｍｏ
ｄ ｎ ）の草束演算を行う構成を有し、演算出力の変
換秘密鍵Ｙａ°は送信部３に加えられる。送受切換スイ
ッチ６．１２を実線位置に切換えておくことにより、送
信部３からその変換秘密鍵Ｙａ’を伝送路７を介してホ
ストＨ８Ｔへ配送する。
（１０）
ホス）Ｈ３Ｔでは受信部９で受信して草束演算部８に端
末装置Ａからの変換秘密鍵ｙ ａｌ を加え、ホストＨ
３Ｔ固有の秘密鍵αｈを用いて、Ｙｈａル ”” （Ｙａ’ ） （ｍｏｄ ｎ ）の変換処理を
行い、この変換秘密鍵Ｙｈａを送信部１０から伝送路７
を介して端末装置Ａへ配送する。なおこのとき送受切換
スイッチ６．１２は点線で示すように切換えられるもの
である。
末装置Ａからの変換秘密鍵ｙ ａｌ を加え、ホストＨ
３Ｔ固有の秘密鍵αｈを用いて、Ｙｈａル ”” （Ｙａ’ ） （ｍｏｄ ｎ ）の変換処理を
行い、この変換秘密鍵Ｙｈａを送信部１０から伝送路７
を介して端末装置Ａへ配送する。なおこのとき送受切換
スイッチ６．１２は点線で示すように切換えられるもの
である。
端末装置Ａでは、受信部４でホスｌ−ＨＳ Ｔからの変
換秘密鍵Ｙｈａを受信し、草束演算部５に加え又ホス）
ＨＳ Ｔに於ても、草束演算部１１により全局共通の
鍵Ｚを求めるものである。
換秘密鍵Ｙｈａを受信し、草束演算部５に加え又ホス）
ＨＳ Ｔに於ても、草束演算部１１により全局共通の
鍵Ｚを求めるものである。
他の端末装置も端末装置Ａと同様な構成を有するもので
あり、それぞれホス）Ｈ３Ｔとの間で変換秘密鍵を配送
して全局共通の鍵Ｚを得ることができるものである。な
お端末装置に於りる草束演算部２．５及び逆数算出部１
の演算回路等は、共用化できるものであり、又ホスｌ−
ＨＳ Ｔに於ける草束演算部８．１１に於ても、その演
算回路等を共用化することができるものである。
あり、それぞれホス）Ｈ３Ｔとの間で変換秘密鍵を配送
して全局共通の鍵Ｚを得ることができるものである。な
お端末装置に於りる草束演算部２．５及び逆数算出部１
の演算回路等は、共用化できるものであり、又ホスｌ−
ＨＳ Ｔに於ける草束演算部８．１１に於ても、その演
算回路等を共用化することができるものである。
前述のように、ホス）Ｈ３Ｔ及び各端末装置は、それぞ
れ固有の秘密鍵を管理することにより、変換秘密鍵の配
送時に第３者に盗聴されても、そ信の保護を行うことが
できる。又変換秘密鍵は、端末装置からホストＨ５Ｔへ
の配送と、ホストから端末装置への配送で済むことにな
るので、暗号化鍵の配送手順が簡単になる。
れ固有の秘密鍵を管理することにより、変換秘密鍵の配
送時に第３者に盗聴されても、そ信の保護を行うことが
できる。又変換秘密鍵は、端末装置からホストＨ５Ｔへ
の配送と、ホストから端末装置への配送で済むことにな
るので、暗号化鍵の配送手順が簡単になる。
第５図は本発明を交換機を介して会議通話を行う電話会
議システムに適用した場合の実施例を示し、特に鍵配送
方式に関して以下説明する。
議システムに適用した場合の実施例を示し、特に鍵配送
方式に関して以下説明する。
電話機端末Ａ、Ｂ、Ｃ間に於て、秘密の電話会議を実施
する場合、各電話機端末Ａ、Ｂ、Ｃのそれぞれの秘密鍵
αａ、αｂ、αＣにより各々秘密（７）変換鍵Ｙａ’
＝Ｍｓａ、Ｙｂ’ ＝Ｍ”、Ｙｃ’ ＝Ｃ Ｍ を作成し、この値を各加入者の電話番号ａ。
する場合、各電話機端末Ａ、Ｂ、Ｃのそれぞれの秘密鍵
αａ、αｂ、αＣにより各々秘密（７）変換鍵Ｙａ’
＝Ｍｓａ、Ｙｂ’ ＝Ｍ”、Ｙｃ’ ＝Ｃ Ｍ を作成し、この値を各加入者の電話番号ａ。
ｂ、ｃと対応させて、交換）ＭＥＸのメモリＭＭに登録
しておく。この登録は先の物理的鍵配送で良く、又交換
機ＥＸの電話機端未対応の加入者データに本サービスが
適用可能であることを登録しておけば、公開鍵の登録の
有無は、交換機Ｂｘの制御装置ＣＣに於て判別可能とな
る。
しておく。この登録は先の物理的鍵配送で良く、又交換
機ＥＸの電話機端未対応の加入者データに本サービスが
適用可能であることを登録しておけば、公開鍵の登録の
有無は、交換機Ｂｘの制御装置ＣＣに於て判別可能とな
る。
−刃交換機側では、制御装置ＣＣに秘密鍵αｈが保管さ
れている。そこで、電話機端末Ａが発呼者として特番の
ダイヤルにより、電話機端末Ｂ。
れている。そこで、電話機端末Ａが発呼者として特番の
ダイヤルにより、電話機端末Ｂ。
Ｃへ秘密の電話会議を交換機ＥＸへ要求すると、交換機
ＥＸの制御装置ＣＣは、鍵αｈを使用して、発呼者と被
呼者との電話番号ａ、ｂ、 Ｃ対応のｄに （Ｙｃ“）に変換し、各々電話機端末Ａ、 Ｂ、 Ｃへ
鍵配送装置Ｔにより配送する。電話機端末Ａは、交換機
ＥＸから送られてきた変換秘密８３！Ｙｈａをａｌ
ｃｉＪｌ 秘密鍵αａを使用してＫＥＹ； （Ｙｈａ） ＝Ｍな
る値へ変換する。
ＥＸの制御装置ＣＣは、鍵αｈを使用して、発呼者と被
呼者との電話番号ａ、ｂ、 Ｃ対応のｄに （Ｙｃ“）に変換し、各々電話機端末Ａ、 Ｂ、 Ｃへ
鍵配送装置Ｔにより配送する。電話機端末Ａは、交換機
ＥＸから送られてきた変換秘密８３！Ｙｈａをａｌ
ｃｉＪｌ 秘密鍵αａを使用してＫＥＹ； （Ｙｈａ） ＝Ｍな
る値へ変換する。
他の電話機端末Ｂ、Ｃも同様にＫＥＹを作り出す。以後
この６３１！ Ｋ Ｅ Ｙを各電話機端末側の暗号袋（
１３） 置ＥＤａ、ＥＤｂ、ＥＤｃの鍵として使用することによ
り、電話機端末Ａ、Ｂ、Ｃ間の秘密の電話会議が′実施
可能と≠雰ヰなる。なお２ａ、２ｂ。
この６３１！ Ｋ Ｅ Ｙを各電話機端末側の暗号袋（
１３） 置ＥＤａ、ＥＤｂ、ＥＤｃの鍵として使用することによ
り、電話機端末Ａ、Ｂ、Ｃ間の秘密の電話会議が′実施
可能と≠雰ヰなる。なお２ａ、２ｂ。
２ｃは幕乗演算部、ＮＷは通話路ネットワークであり、
上記の変換秘密鍵の配送に於ては、ディジタル時分割交
換機を想定し、タイムスロットに挿入する構成例である
が、空間分割交換機に於ては、制御線により配送するこ
ともできる。又制御装置、暗号装置等の構成は、第４図
に示すブロック図の構成と同様である。
上記の変換秘密鍵の配送に於ては、ディジタル時分割交
換機を想定し、タイムスロットに挿入する構成例である
が、空間分割交換機に於ては、制御線により配送するこ
ともできる。又制御装置、暗号装置等の構成は、第４図
に示すブロック図の構成と同様である。
この実施例の電話会議システムは、今後活用されるテレ
ビ電話会議システム等の画像通信にも適用することがで
き、秘密性が極めて高く非常に有効となる。
ビ電話会議システム等の画像通信にも適用することがで
き、秘密性が極めて高く非常に有効となる。
発明の詳細
な説明したように、本発明は、電話機端末等を含む端末
装置固有の秘密鍵（αａ、αｂ）の逆数関係の鍵（ｓａ
、ｓｂ）を草束関数の形式に変換する端末装置の草束演
算部１等の変換秘密鍵形成手段と、この変換秘密鍵形成
手段により形成さ、（１４） れた変換秘密鍵（Ｙａ’ 、Ｙｂ’ ）を前記ホストＨ
３Ｔへ配送する手段と、該変換秘密鍵（Ｙａ”、Ｙｂ”
）を草束関数の底にしてホスト固有の秘密鍵（αｈ）を
幕とする草束演算を行うホス）Ｈ３Ｔの草束演算部８等
の変換秘密鍵形成手段と、該変換秘密鍵形成手段により
形成された変換秘密鍵（Ｙｈａ、 Ｙｈｂ）をボストか
ら端末装置へ伝送路７を介して配送する配送手段と、前
記ホストの変換秘密鍵形成手段により形成された変換秘
密鍵（Ｙ ｈａ、 Ｙ ｈｂ）を草束関数の底として端
末装置固有の秘密鍵（αａ、αｂ）及びボスト固有の秘
密鍵（αｈ）を幕とする演算を行って暗号通信の鍵とす
る端末装置及びボストの草束演算部５．１１等の暗号化
鍵形成手段とを有するもので、従来の暗号化鍵配送に比
較して、その配送手順が簡単になる利点がある。
装置固有の秘密鍵（αａ、αｂ）の逆数関係の鍵（ｓａ
、ｓｂ）を草束関数の形式に変換する端末装置の草束演
算部１等の変換秘密鍵形成手段と、この変換秘密鍵形成
手段により形成さ、（１４） れた変換秘密鍵（Ｙａ’ 、Ｙｂ’ ）を前記ホストＨ
３Ｔへ配送する手段と、該変換秘密鍵（Ｙａ”、Ｙｂ”
）を草束関数の底にしてホスト固有の秘密鍵（αｈ）を
幕とする草束演算を行うホス）Ｈ３Ｔの草束演算部８等
の変換秘密鍵形成手段と、該変換秘密鍵形成手段により
形成された変換秘密鍵（Ｙｈａ、 Ｙｈｂ）をボストか
ら端末装置へ伝送路７を介して配送する配送手段と、前
記ホストの変換秘密鍵形成手段により形成された変換秘
密鍵（Ｙ ｈａ、 Ｙ ｈｂ）を草束関数の底として端
末装置固有の秘密鍵（αａ、αｂ）及びボスト固有の秘
密鍵（αｈ）を幕とする演算を行って暗号通信の鍵とす
る端末装置及びボストの草束演算部５．１１等の暗号化
鍵形成手段とを有するもので、従来の暗号化鍵配送に比
較して、その配送手順が簡単になる利点がある。
第１図はホストと複数の端末装置を結ぶ通信システムの
説明図、第２図は従来の暗号化鍵の配送手順の説明図、
第３図は本発明の実施薊の暗号化鍵の配送手順の説明図
、第４図は本発明の実施例の要部ブロック図、第５図は
電話会議システムに適用した場合の実施例の構成図であ
る。 Ｈ３Ｔはホスト、Ａ、Ｂ、 ・・・Ｎは端末装置、Ｅ
Ｄ、ＥＤａ、 ＥＤｂ、 ・・・ＥＤｎはインタフ
ェース部を含む暗号化復号化装置、Ｉは逆数算出部、２
は草束演算部、３は送信部、４は受信部、５は草束演算
部、６は送受切換スイッチ、７は伝送路、８は草束演算
部、９は受信部、１ｏは送信部、１１は墓来演算部、１
２は送受切換スイッチである。 特許出願人 富士通株式会社 代理人弁理士 玉蟲久五部 外３名 第２図
説明図、第２図は従来の暗号化鍵の配送手順の説明図、
第３図は本発明の実施薊の暗号化鍵の配送手順の説明図
、第４図は本発明の実施例の要部ブロック図、第５図は
電話会議システムに適用した場合の実施例の構成図であ
る。 Ｈ３Ｔはホスト、Ａ、Ｂ、 ・・・Ｎは端末装置、Ｅ
Ｄ、ＥＤａ、 ＥＤｂ、 ・・・ＥＤｎはインタフ
ェース部を含む暗号化復号化装置、Ｉは逆数算出部、２
は草束演算部、３は送信部、４は受信部、５は草束演算
部、６は送受切換スイッチ、７は伝送路、８は草束演算
部、９は受信部、１ｏは送信部、１１は墓来演算部、１
２は送受切換スイッチである。 特許出願人 富士通株式会社 代理人弁理士 玉蟲久五部 外３名 第２図
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 ホストと複数の端末装置とを結ぶ通信システムに於ける
暗号通信の暗号化鍵を配送する方式に於て、端末装置固
有の秘密鍵の逆数関係の鍵を草束関数の形式に変換する
端末装置の変換秘密鍵形成手段と、該変換秘密鍵形成手
段により形成された変換秘密鍵を前記ホストへ配送する
手段と、該変換秘密鍵を草束関数の底にしてホスト固有
の秘密鍵を墓とする草束演算を行うホストの変換秘密鍵
形成手段と、該変換秘密鍵形成手段により形成された変
換秘密鍵をホストから端末装置へ配送する配送手段と、
前記ホストの変換秘密鍵形成手段により形成された変換
秘密鍵を草束関数の底として端末装置固有の秘密鍵及び
ホス１−固有の秘密鍵を幕とする演算を行って暗号通信
の鍵とする端末装置及びホストの暗号化鍵形成手段とを
有し、該暗号化鍵形成手段により形成された暗号化鍵を
用いて暗号通信を行うことを特徴とする通信暗号化鍵（
１） 配送方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP58039675A JPS59165544A (ja) | 1983-03-10 | 1983-03-10 | 通信暗号化鍵配送方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP58039675A JPS59165544A (ja) | 1983-03-10 | 1983-03-10 | 通信暗号化鍵配送方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS59165544A true JPS59165544A (ja) | 1984-09-18 |
| JPH0365700B2 JPH0365700B2 (ja) | 1991-10-14 |
Family
ID=12559668
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP58039675A Granted JPS59165544A (ja) | 1983-03-10 | 1983-03-10 | 通信暗号化鍵配送方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS59165544A (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US4876716A (en) * | 1986-08-22 | 1989-10-24 | Nec Corporation | Key distribution method |
-
1983
- 1983-03-10 JP JP58039675A patent/JPS59165544A/ja active Granted
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US4876716A (en) * | 1986-08-22 | 1989-10-24 | Nec Corporation | Key distribution method |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPH0365700B2 (ja) | 1991-10-14 |
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