JPS625544B2 - - Google Patents
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- H04L9/00—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols
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Description
技術分野
本発明はデータの保護、特に署名を電子的に確
認することによつてデータを保護するシステムに
関する。 データ通信の分野においては、第三者による通
信妨害や盗聴の問題が重要である。通信妨害の形
態には、情報の受信を阻止するために通信を途絶
させるものと、送信中の情報を偽情報乃至は無効
情報（受信者はこれを正当な情報として受取る）
に変えてしまうものとがある。通信の途絶は主と
して軍事面で興味ある問題であるが、情報の変更
は、コンピユータ制御型のネツトワーク、フアン
ド・トランスフア・システムのような自動通信シ
ステムにおける大きな問題である。 次に、上述のような通信路への悪意の干渉に対
する対抗手段について簡単に触れておく。 まず盗聴に対しては暗号化が有効である。送信
者及び受信者は盗聴されていることに気づかない
場合が多いが、メツセージを暗号化しておけば、
例え盗聴されても問題はない。 情報変更に対しては認証（authentication）が
有効である。認証の詳細についてはあとで説明す
るが、考えられるすべての情報変更態様を見破る
ことができるものでなければならない。ここでも
暗号技術が利用される。認証は「暗号で保護され
た誤り検出」と考えることができる。 例えば強力な妨害信号を用いてなされる通信途
絶に対する対抗手段としては、軍事技術の分野で
アンチ・ジヤミング（妨信防止）と呼ばれている
ものがある。しかしながら、軍事以外の通常のデ
ータ通信においては、例え通信が途絶されたとし
ても、情報が悪用されるわけではないし、また妨
害者を見つけ出す時間的余裕もあるから、これは
それ程問題にしなくてもよいかも知れない。従つ
てここでは、アンチ・ジヤミングにおいても暗号
が重要な役割を果たしているとだけ云つておく。 現在では、データ保護の一手段としていわゆる
「署名検証（Signature Verification）」にも焦点
があてられている。認証は伝送路への干渉に対す
る対抗手段であつて、データが正当な源から来た
ものであることは保証するが、受信後におけるデ
ータの変更及び最初の送信者による送信事実の否
認を見破ることはできない。従つて、伝送の前後
における悪意の行為からもデータを保護し得る手
段が必要になる。 次に、基本的な認証システムについて簡単に説
明する。 局、端末などの多数のユーザを含む通信ネツト
ワークを考える（第１―１図参照）。このような
ネツトワークの中心部は、コンクリートや装甲板
などによつて物理的に保護されているオートマト
ンであり、VAULTと呼ばれる。VAULTは、オ
ペレーテイング・システムなどの内部知識があつ
ても制御できないマイクロプロセツサを含んでい
る。原則として、VAULT内にあるすべての情報
は電源故障により消滅する。VAULTの自動応答
は、要求された様式の入力を処理して、同様な様
式の出力を発生することだけに制限される。即
ち、VAULTへ供給される入力の様式は、
VAULTの作動状態や内部状態を聞き出せないも
のでなくてはならない。 各ユーザには、任意に選択されたキーが割当て
られる。これらのキーは、VAULT内に所有者の
名前と共に記憶されていることを除くと、所有者
だけが知つている。キーは暗号化された形で
VAULT内に記憶させておくとより安全である。
キーの暗号化は、選ばれた管理人又は受託人だけ
が知つている特別の管理キーを用いて行なわれ
る。安全度をより高くしたければ、管理人を複数
選んで、各々独立した管理キーを持たせ、キーを
暗号化するときには、これらの管理キーを組合わ
せた（例えばモジユロ２加算）合成キーを使用す
るようにすればよい。 VAULTは２進クロツクも含んでいる。ネツト
ワークのすべてのユーザも同一のクロツクを持つ
ており、これらのクロツクは適切な開始時間を基
準にしてネツトワーク全体にわたつて同期されて
いる。 例えばユーザＡからユーザＢへデータＤを送信
する場合、ユーザＡはデータＤ、クロツク情報
BC並びに送信者及び受信者のアドレスを示すア
ドレス情報Ｓ／Ｒを連結してメツセージ・ブロツ
クBL１を作成し、自分に割当てられているキー
ＫAを用いてBL１を暗号化することにより暗号ブ
ロツクＣ１を生成し、そしてＣ１の前に自分のア
ドレスＡ（平文）を付けてVAULTに送る。 VAULTは、受取つたアドレスＡから送信者の
暗号化されたキーを検索し、これを解読してキー
ＫAを得る。ＫAは、Ｃ１の解読に使用された後、
破壊される。 VAULTは、Ｃ１の解読によつて平文のメツセ
ージBL１が得られると、その中に含まれている
クロツク情報BCを自身のローカル・クロツク時
間と比較する。その誤差が許容範囲内であれば
（伝送距離及び交換動作を考慮して決められる）
Ｃ１は正当な源からきたものとみなされ、かくし
てユーザＡが認証される。認証の確かさはBCの
デイジツト数によつて左右される。即ち、BCは
認証情報である。 次いでVAULTは、アドレス情報Ｓ／Ｒに含ま
れる受信者Ｂのアドレスから対応する暗号化され
たキーＫBを検索してそれを解読し、平文のキー
ＫBを得る。更に、データＤ、アドレス情報Ｓ／
Ｒ及びVAULTでの現時間を表わすクロツク情報
BCを連結して、新たなメツセージ・ブロツクBL
２を形成し、これをＫBを用いて暗号化すること
により暗号ブロツクＣ２を生成する、Ｂにはこの
Ｃ２が送られる。 Ｂは自身のキーＫBを用いてＣ２を解読し、平
文のＤ、Ｓ／Ｒ及びBCを得る。BCはＢのローカ
ル・クロツク時間と比較され、その差が許容範囲
であれば、Ｄは正当な源から来たものと認証され
る。 しかしながら、何らかの争いにおいて、送信者
がＣ１を送信したことを否認したり受信者がＣ２
を受信したことを否認したりすることが考えられ
る。虚偽の申立てをされた方にしてみれば、それ
を立証するのはまず不可能である。これは署名偽
造問題に通ずるが、その解決策については「発明
の開示」の項で述べることにする。 背景技術 データやメツセージの保護を図るために署名を
電子的乃至はデイジタル的に検証するシステムを
開示したものとして、(1)．M.O.Rabin、
“Signature and Certification by Coding”
IBM Technical Disclosure Bulletin、Vol.20、
No.８ 3337―3338頁（1978年１月）、(2)W.
Diffie、M.Hellman、“New Directions in
Cryptography” IEEE Transactions on
Information Theory（1976年11月）、(3)R.L.
Rivest、A.Shamir、L.Adleman、“On Digital
Signatures and Public−Key Crypto−
Systems”M.I.T.Laboratory for Computer
Science Report、MIT／LCS／TM−82（1977年
４月）などがある。 キー制御型のブロツク・サイフア暗号システム
としては、米国で標準化されたDES（データ暗
号規格）が有名である。本発明もこのDESを利
用している。本文中及び図面にでてくる「π」は
DESを意味している。DESのアルゴリズム及び
好適なハードウエアは、米国商務省標準局の連邦
情報処理規格（FIPS）“Encryption Algorithm
for Computer Data Protection”及び“Data
Encryption Standard”に開示されている。また
基本的なブロツク・サイフア暗号システムは米国
特許第3796830号明細書及び同第3798359号明細書
に開示されている。DESに適合するものとして
は、米国特許第3958081号明細書に開示されてい
るブロツク・サイフア暗号システムがある。 あとで詳述するように、本発明ではステツプ・
コーデイング法が使用されるが、これは米国特許
第4078152号明細書に開示されているデータ連鎖
に似たものである。 発明の開示 「技術分野」のところでも述べたように、Ａと
Ｂの間でメツセージを交換する場合、次のような
問題が生じる可能性がある。例えばＢがＡからの
メツセージを受信したとき、Ｂはその気になれば
受信メツセージを故意に変更して、あとでＡに対
し「間違つたメツセージを受取つた」と主張する
ことができる。Ａ側からみれば、このような主張
がなされたときに、Ａは例えＢの主張が正当であ
つても、「そのようなメツセージは送つていな
い」又は「Ｂが受信メツセージを故意に変更し
た」と主張することができる。 これは明らかに書類管理上の問題であつて、第
三者による伝送路への悪意の干渉とは別である。
この問題を避けるためには、送受信後の如何なる
ときにも、送受信情報がオリジナルの情報と同じ
であることを確認できる手段を講じておく必要が
ある。本発明に従えば、これは次のようにして達
成される。 ＡからＢへのメツセージ送信を例にとる。メツ
セージBL１の準備方法は前と同じである。即
ち、ＡはキーＫAを用いてメツセージBL１を暗号
化し、暗号ブロツクＣ１として送信する。
VAULTは、Ｃ１を解読してこれが確かにＡから
来たものであることを認証した後、ＢのキーＫB
を用いてメツセージBL１から別の暗号ブロツク
Ｃ２を生成し、これをＣ１の写しと共にＢに送
る。ＢはキーＫBだけを持つているので、Ｃ２を
解読することはできるが、VAULTによつてＡか
らの原メツセージであると保証されたＣ１の写し
の解読はできない。従つて争いがあつたときに
は、公平な第三者の立会いのもとにＣ１の写しを
解読すればよい。Ａにしてみても、Ｃ１が確かに
Ａから来たものであることがVAULTによつて何
時でも調べられるので、Ｃ１の送信後に虚偽の申
立てをしても無意味である。 第１―２図に示したプロトコルの説明に進む前
に、Ｃ１及びＣ２の送信方法及びVAULTの内部
構造について説明しておく。 ステツプ・コーデイング ステツプ・コードは、可変長のメツセージを暗
号化するのに有用なだけでなく、個々のメツセー
ジを機能的にまとめて１つの新しいメツセージに
するのにも有用である。まとめられたメツセージ
中のシンボル間には従属性があるので、認証に役
立つ。これは連鎖（チエイニング）とも呼ばれて
いる。 暗号ブロツクＣ１及びＣ２を個々にＢへ送るだ
けであれば、例えばＡの仲間がVAULTから送信
されたＣ１を補護して、別のものに変えてしまう
ことが考えられる。Ｂは、余程注意していない限
りこれを検知できない。送信途中におけるＣ１又
はＣ２の変更を防ぐため、本発明はステツプ・コ
ーデイングと呼ばれる新しいコーデイング方式を
使用する。これは第８図に示されている。 第８図において、ブロツクＣ１及びＣ２並びに
認証子BC（クロツク情報が望ましい）は、単一
の暗号ブロツクΣへ暗号化される。まず連結され
たＣ１，Ｃ２及びBCから長さがｄのブロツクＡ
を取出してこれをπで暗号化し、ブロツクＤ及び
Ｅを生成する。次いで、Ｄを加えたときに長さが
ｄになるようなブロツクＢを取出して、Ｄと共に
πで暗号化し、ブロツクＦ及びＧを生成する。最
後に、ブロツクＣ及びＧをπで暗号化し、ブロツ
クＨを生成する。 暗号ブロツクΣは次式で与えられる。 Σ＝ＨＦＥ また各ステツプにおける暗号化は次の通りであ
る。 ＤＥ＝π（ＫB、Ａ） ＧＦ＝π（ＫB、ＢＤ） Ｈ＝π（ＫB、ＣＧ） π（Ｋ，Ｄ）は、キーＫを用いてデータＤを暗
号システムπに従つて暗号化することを表わし、
Σ（Ｋ，Ｄ）は同じくステツプ暗号化を表わす
（暗号システムはπ）。π-1及びΣ-1は各々の解読
を表わす。なお、上式中のは単なる連結を表わ
しており、排他的オアではない（以下も同じ）。 ブロツク中に認証子BCを入れておくと、Σの
一部が途中で変更された場合にBCが影響を受け
るので、受信者はΣが変更されたことを知ること
ができる。Σは受信者のキーで暗号化されている
から、受信者は自分のキーでΣを解読してＣ１，
Ｃ２及びBCを得た後、BCを調べればよい。 VAULT これは、例えばマイクロプロセツサを用いたオ
ートマトンであつて、その１つの特徴は、全ユー
ザのキー情報を保持している点にある。キー情報
は最も機密性を要する情報であるから、これを記
憶している記憶装置を揮発性にして、何らかの干
渉（電源故障など）があつた場合にキー情報が記
憶装置から完全に消去されてしまうようにしてお
くのが望ましい。 キー情報の入力方式としては種々のものが考え
られる。例えばVAULTが物理的に保護されてい
れば、ユーザの名前及び対応するキーを平文の形
で対にしてキー・リストに入力してもよいかも知
れない。しかしながら、これには、電源故障が生
じるとすべてのキーが失なわれてしまうという欠
点がある。 もつとよい方法として、すべてのキーを暗号化
して、VAULTの外部記憶装置（デイスクなど）
に記憶させておくことも考えられる。キーの暗号
化には特別の管理キー乃至はマスタ・キーＫ〓が
使用される。Ｋ〓をアクセスできるのは選ばれた
管理人だけで、通常のユーザはアクセスできな
い。キー・リストには、全ユーザの名前及び対応
する暗号化されたキーが含まれる。キー情報を外
部記憶装置に記憶させておくと、例えば電源故障
によつてVAULT内部のキー・リストが失なわれ
ても、キー情報を外部記憶装置から再ロードする
だけですむ。 更に異なつたキー・リストを有するVAULTの
動作を次に説明する。 各ユーザのキーは、必要なときにVAULT内部
でユーザの名前を特別のキーＫ〓で暗号化するこ
とにより生成される。例えばユーザＡのキーはπ
（Ｋ〓、Ａ（名前））で表わされる。Ｋ〓で暗号化
されるのは、Ａに任意の数ｎを加えたものであつ
てもよい。即ち、各ユーザは自分のキーを必要に
応じて変更できる。 第２図に示したVAULTを介する情報の流れは
次の通りである。 ユーザＡは、ユーザＢへ送信するときに、前述
のＣ１と共に自分の名前（アドレス）Ａを平文で
VAULTに送る。VAULTは、Ｃ１及びＡから成
るメツセージをユーザＡから受取ると、Ｃ１とＡ
を分けて、ＡをＫ〓と共にDESユニツト２２へ
供給し、ユーザＡのキーＫAを生成する。次いで
DESユニツト２２において、キーＫAを用いてＣ
１が解読され、その結果Ｓ／Ｒ（送信者／受信者
情報）、データＤ及び認証子BCが得られる。BC
は比較器２０でVAULTにあるローカルBCと比
較される。その差が許容範囲内であれば、送信源
はＡであると認証される。この許容範囲は、前述
のように、ユーザとVAULTとの間の伝送距離及
び交換動作を考慮して決められるものであり、云
い換えるならば両者間の、許容遅延時間である。
これは、各ユーザの位置及び通信媒体の特性に応
じて予め計算して、適当なメモリに記憶させてお
くことができる。一旦認証されると、Ｓ／Ｒ及び
Ｄは有効なものとみなされ、次いでＳ／Ｒが２つ
の成分Ｓ及びＲに分けられる。今の場合、Ｓはユ
ーザＡであり、ＲはユーザＢである。 このようにして得られた名前ＢはDESユニツ
ト２２へ供給され、そこでＫ〓を用いて暗号化さ
れる。この結果、ユーザＢのキーＫBが得られ
る。ＫBは前述のステツプ・コーデイングを実行
する暗号ユニツト２４に供給される。暗号ユニツ
ト２４はＫBを用いて、Ｃ１の写し、Ｄ，Ｓ／Ｒ
（Ａ／Ｂ）及びローカルBCを暗号化することによ
りステツプ暗号メツセージ（ステツプ・コード）
ST１を生成する。VAULTは、このようにして
得られたST１をユーザＢに送る。 ST１はＫBで暗号化されているから、ユーザＢ
は次の情報を得ることができる。 １ VAULTによつてＡから来たものと保証され
たＣ１の写し。 ２ VAULTによつて認証されたＣ１に含まれる
平文データＤ。 ３ VAULTのものである新しい認証子BC。 VAULTからのBCとユーザＢのローカルBCと
の差が許容範囲内であれば、Ｃ１及びＤは共に途
中で変更されておらず且つ確かにVAULTから来
たものであるとみなされる。もしVAULTでＡが
認証されていなければ、VAULTはＢへの送信を
行なわないから、Ｂで正しいメツセージが受信さ
れたということは、その源がＡであることを意味
している。ＢからＡへの送信も同じである。 署名検証ループ 次に第１―２図を参照しながら、本発明の署名
検証ループについて説明する。 第１―２図の署名検証ループは、ユーザＡから
VAULTを介してユーザＢに向かう第１シーケン
ス及びその反対方向の第２シーケンスを含む。第
１―２図中の種々の矩形ブロツクはハードウエア
を表わしている。例えばユーザＡにおいては、メ
ツセージBL１を構成するアドレス情報Ａ／Ｂ、
データＤ及び認証子BCは所定のレジスタに保持
される。ユーザＢ中の「Ａ Ｄ BC２」及び
「リーガル・メモリ」はユーザＢに設けられてい
る記憶装置の特定の記憶位置を表わしている。ユ
ーザＡの「メモ」及び「リーガル・メモリ」も同
様である。「π」、「Σ」及び「Σ-1」の意味は前
述のものと同じである。カツコ内の記号「BL」
はメツセージ・ブロツクを表わし、カツコの下側
に示されている「Ｃ１」、「Ｃ２」、「ST１」及び
「ST２」は、これらのメツセージがその横に示さ
れているキーＫA又はＫBを用いて暗号化されてい
ることを表わしている。 ユーザＡは、データＤをユーザＢへ送信する場
合に、まずメツセージ・ブロツクBL１＝Ａ／Ｂ
ＤBC１を準備する。BL１はユーザＡの暗号
ユニツトでキーＫAを用いて暗号化され、（π）、
これにより暗号ブロツクＣ１＝π（ＫA、BL１）
が生成される。Ｃ１は、平文のアドレスＡと共に
VAULTに送られ、更にユーザＡのメモに書込ま
れる。 VAULTはＣ１を解読してBC１を調べる。BC
１が許容可能であれば、VAULTはＣ１がＡから
来たものと認証する。VAULTは、ＡからのBC
１に代つて自分のBC（BC２）を入れ、ステツ
プ・コードST１を生成する。キーＫBを用いて
ST１へ暗号化されるメツセージ・ブロツクBL２
はBL２＝ＤBC２Ｃ１Ａ／Ｂである。 ユーザＢは自分のキーＫBを用いてステツプ・
コードST１を解読し、平文のメツセージ・ブロ
ツクBL２を得る。その中のBC２がユーザＢのロ
ーカルBCと許容範囲内で一致すれば、ST１は
VAULTから来たものと認証され、ユーザＢはそ
の内容を受理する。ここで重要なのは、解読され
たメツセージ・ブロツクBL２にVAULTによつて
ユーザＡから来たものと保証されているＣ１の写
しが含まれていることである。Ｃ１はキーＫAで
暗号化されているので、ユーザＢはこれを解読す
ることはできないが、予想される争いに備えて、
Ｃ１の写しをリーガル・メモリに書込む。その場
合、ユーザＢで故意にＣ１の写しが変えられて
も、争いが起つたときにユーザＡのキーＫAで解
読すれば、それが改ざんされていることは直ぐに
わかる。Ｃ１の偽造もキーＫAがない限りできな
い。ユーザＡにしても、ユーザＢにあるＣ１の写
しはVAULTによつてユーザＡから来たものであ
ると保証されているから、Ｃ１を送信した事実を
否認できない。かくして、ユーザＢに受理された
認証済みのＣ１の写しは、実質的にはユーザＡの
署名情報と同じである。 次いでユーザＢは、ユーザＡに対する確認用の
返信情報を準備する。これは、ユーザＢに与えら
れた保護と同じものをユーザＡにも与えるためで
ある。返信情報としては、Ｃ１、ユーザＢのロー
カルBC（BC３）及びアドレス情報Ａ／Ｂから成
るメツセージ・ブロツクBL３が使用される。ユ
ーザＢは自分のキーＫBでBL３を暗号化して、暗
号ブロツクＣ２＝π（ＫB、BL３）を生成し、そ
れの前に自分のアドレスを平文の形で付けて
VAULTに送る。 VAULTはＣ２を解読して、その中のBC３が
許容可能であればＣ２を認証し、自分のBC（BC
４）を含むメツセージ・ブロツクBL４＝BC４
Ｃ１Ｃ２からステツプ・コードST２＝Σ（Ｋ
A、BL４）を生成してユーザＡに送る。 ユーザＡは自分のキーＫAでST２のステツプ・
デコードΣ-1を行ない、BC４，Ｃ１及びＣ２を
得る。BC４とユーザＡのローカルBCとの差が許
容範囲内であれば、ユーザＡはメモに書込まれて
いたＣ１とBL４に含まるＣ１とを比較し、一致
すれば、ユーザＢのキーＫBで暗号化されている
Ｃ２（この中にＣ１が含まれている）をリーガ
ル・メモリに書込む。ユーザＡではＣ２の解読は
できず、またＣ２はユーザＢから来たものである
ことがVAULTによつて認証されているので、Ｃ
１のときと同じく、Ｃ２は実質的にはユーザＢの
署名情報である。 かくしてユーザＡ及びＢは互いに相手の署名情
報を持つているので、その立場は同じになる。争
いが起つた場合には、公平な第三者（前述のキー
Ｋ〓の管理人でもよい）の立会いのもとに、
VAULTのところでそれらを解読して比較すれば
よい。 本発明の基本は、データ通信ネツトワークにお
けるメツセージ処理プロトコルにあり、ハードウ
エアとは余り関係がないが、本発明を適用し得る
第１―１図のネツトワークは、ハードウエア的に
は、複数のユーザ（端末）、ネツトワーク全体を
制御するホストCPU及びVAULTから成つてい
る。VAULTはホストCPUに含まれていてもよ
い。第２図〜第５図に示したように、各端末及び
VAULTはマイクロプロセツサによつて制御され
るものであつてもよい。第６Ａ図〜第６Ｅ図は、
ユーザＡからVAULTを介してユーザＢへデータ
を送信するときのフローチヤートである。 本発明の最良の実施態様 VAULTの一構成例を第２図に示す。VAULT
は前述の比較器２０、DESユニツト２２を含む
暗号ユニツト２４の他に、アドレス発生器２６、
写しメモリ２８、メツセージ・メモリ３０及びマ
イクロプログラム制御型のVAULT制御装置３２
を含んでいる。 比較器２０は、受信メツセージに含まれる認証
子（クロツク情報）BCをVAULT内の同期され
た２進クロツク３４からの値と比較し、その結果
をVAULT制御装置３２の状況条件マルチプレク
サ４０（第４図）へ送る。 DESユニツト２２を含む暗号ユニツト２４並
びにレジスタＲ１及びＲ２は、VAULT内で必要
な暗号化、解読及びキーの生成を行なうときに使
用される。本実施例では、暗号システムとして米
国標準のDESを利用しているが、勿論、他のキ
ー制御型ブロツク・サイフア暗号システムを利用
することもできる。レジスタＲ１は管理キーＫ〓
を保持しており、レジスタＲ２は暗号ユニツト２
４で生成されたユーザ・キー（ＫA，ＫBなど）を
受取る。これらのキーは、選択的にＫ母線を介し
て暗号ユニツト２４へ供給される。暗号ユニツト
２４は、通常の暗号化（π）の他にステツプ・コ
ーデイング（Σ）も行なう。 ２進クロツク（BC）３４は、実質的には第３
図に示したプログラマブル・タイマ３６と同一で
あり、認証を確実なものにするためにすべて同期
されている。 第３図はユーザのハードウエア構成を示したも
のであるが、その大部分のユニツトは従来から使
用されているものである。例えば、モデムは通信
アダプタからの送信メツセージを変調してネツト
ワークへ送り出し、またネツトワークからの受信
メツセージを復調して通信アダプタの方へ送る。
CRTデイスプレイ及びデイスプレイ制御装置
は、キーボードから入力された情報、システム・
メモリからアクセスされた情報、ホストCPUか
ら受取つた情報などを表示するときに使用され
る。キーボードも英数字データを入力する通常の
ものである。ユーザ・キーＫXはキーボードから
入力されてもよく、またこれをシステム・メモリ
に記憶させておいて、特別のコードをキーボード
から入力することによつてアクセスするようにし
てもよい。フアイル制御装置によつて制御される
フアイルは、ユーザの補助記憶装置であり、例え
ば、送信すべきメツセージ及び遠隔のユーザから
受信したメツセージを記憶するのに用いられる。 本発明の実施に必要なのは、プログラマブル・
タイマ３６及び暗号ユニツト３８である。プログ
ラマブル・タイマ３６はユーザのローカルBCを
与える。暗号ユニツト３８は、ハードウエア的に
はVAULTの暗号ユニツト２４と同じであるが、
ステツプ・コードSTについては解読だけを行な
う。メツセージ・ブロツクBLの暗号化及び解読
もここで行なわれる。即ち、ユーザの暗号ユニツ
ト３８では、π，π-1及びΣ-1が実行される。 上述の各種ユニツトはすべてマイクロプロセツ
サによつて制御されるが、このような制御は既に
周知であるし、本発明に直接関係するものでもな
いから、詳細については省略する。 第４図に示したように、VAULT制御装置３２
もマイクロプログラム制御型である。種々の制御
シーケンス（マイクロプログラム）は制御メモリ
４２に記憶されている。制御メモリ４２のアドレ
スは、アドレス・シーケンサ４４から供給され
る。アドレス・シーケンサ４４は、状況条件マル
チプレクサ４０からの選択された状況信号及び出
力バツフア４６からのシーケンサ制御信号に基い
て次のアドレスを決定する。状況条件マルチプレ
クサ４０の出力が分岐を示していた場合には、出
力バツフア４６から供給された分岐アドレスが出
力される。 制御メモリ４２から読出された各制御ワードは
出力バツフア４６へ送られる。出力バツフア４６
は、これらの制御ワードを解読して、VAULTを
動作させるのに必要な制御信号、状況条件マルチ
プレクサ４０から出力されるべき状況信号を選択
するための状況選択信号及びアドレス・シーケン
サ４４を制御するためのシーケンサ制御信号を発
生する。また、制御ワードが分岐を指定していた
場合には、分岐アドレスをアドレス・シーケンサ
４４に供給する。 状況条件マルチプレクサ４０に入力される状況
条件信号には、メツセージ受信信号（線０）、メ
ツセージ終了信号（線１）、比較器２０の出力
（線２）などがある。あとで説明するように、
VAULTはメツセージを受信してから動作を開始
するので、VAULTが待ち状態にあるときには、
状況条件マルチプレクサ４０は、メツセージ受信
信号を通過させ得る状態になつている。 第５図は、VAULTの暗号ユニツト２４の詳細
を示したものであるが、ユーザの暗号ユニツト３
８もこれと同じである。暗号ユニツト２４は、前
述のπ、π-1及びΣを実行する。図には示してい
ないが、このうちの何れが実行されるかは、
VAULT制御装置３２からの制御信号によつて指
定される。 ユーザ・キーＫXを生成する場合には、レジス
タＲ１に保持されている管理キーＫ〓が取出さ
れ、且つユーザのアドレスＸが主母線及びマルチ
プレクサ２３を介してDESユニツト２２へ供給
される。DESユニツト２２は、管理キーＫ〓を
用いてアドレスＸを暗号化することにより、ユー
ザ・キーＫX＝π（Ｋ〓，Ｘ）を生成する。生成
されたユーザ・キーＫXはレジスタＲ２へロード
され、ユーザＸからの暗号ブロツクCXを解読
（π-1）するとき、又はユーザＸに送信すべきステ
ツプ・コードSTXを生成（Σ）するときにDES
ユニツト２２へ取出される。 DESユニツト２２は、CXを解読したときに
は、平文のメツセージ・ブロツクを主母線の方へ
出力する。しかしながら、ステツプ・コード
STXを生成するときには、レジスタＲ３及びマ
ルチプレクサ２３を含むループ・パスが使用され
る。このループ・パスにより、前述のステツプ・
コーデイングにおけるデータ連鎖が可能になる。
データ連鎖はステツプ・コードSTXを解読する
ときにも必要であるから、ユーザの暗号ユニツト
３８も同様なループ・パスを備えている。 次に第６Ａ図〜第６Ｅ図のフローチヤートを参
照しながら第２図〜第５図に示したハードウエア
の動作について説明する。VAULTに関しては、
後述のタイミング・シーケンス表も参照された
い。本例では、ユーザＡが送信者であり、ユーザ
Ｂが受信者である。フローチヤート中のステツプ
番号（ステツプ・コーデイングとは無関係）に付
されている記号「Ａ」、「Ｂ」及び「Ｖ」は、各々
ユーザＡ、ユーザＢ及びVAULTの動作ステツプ
であることを示し、「Ｙ」及び「Ｎ」は各々「肯
定」及び「否定」を示している。 まず、ユーザＡ及びユーザＢのハードウエアは
初期設定されて電子式署名検証（ESV）モード
にあり、VAULTにおいては、ESVメツセージが
主母線に受取られたかどうかが監視されているも
のとする。更に、ユーザＡにおいては、ユーザＢ
に送信すべきデータＤが既に準備されているもの
とする。ESV手順に従う送信動作は、例えばユ
ーザＡのキーボードからユーザＢのアドレスを含
む送信指令を入力することによつて開始される。 ユーザＡのステツプ１Ａからステツプ２Ａへ行
くループは、メツセージ送信信号又はメツセージ
受信信号が検出されるまで繰返される。この間、
ユーザＡは待ち状態にある。本例では、ユーザＡ
は送信者であるから、ステツプ１Ａでメツセージ
送信信号が検出された後、ステツプ３Ａに進む。 ステツプ３Ａでは、VAULTを介してユーザＢ
に送信すべきメツセージ・ブロツクBL１が作成
される。BL１には、アドレス情報Ａ／Ｂ、デー
タＤ及び認証子（クロツク情報）BC１が含まれ
る。BL１はユーザＡのキーＫAと共に暗号ユニツ
ト３８へ供給され、そこで暗号ブロツクＣ１が生
成される（ステツプ４Ａ）。 ユーザＡは、あとでユーザＢからＣ１が返送さ
れてきたときにそれと比較するために、次のステ
ツプ５ＡでＣ１の写しを自分の「メモ」（第２図
参照）に保管し、次いでステツプ６Ａにおいて、
自分のアドレスＡをＣ１の前に付けて、これらを
VAULTに送る。然る後、ユーザＡは待ち状態に
入り、ステツプ７ＡでVAULTからのメツセージ
の受信が検出されるのを待つ。 VAULTは、何れかのユーザからメツセージが
受信されるまで待ち状態にある。ステツプ１Ｖで
メツセージの受信が検出されると、VAULTは次
のステツプ２Ｖで受信メツセージをメツセージ・
メモリ３０（第２図）に書込む。次いで、ステツ
プ３Ｖで受信メツセージの様式が分析され、それ
が暗号ブロツクか再送要求かが決定される。再送
要求であればステツプ１８Ｖに分岐し、再送要求
を出したユーザＡ又はＢにステツプ・コードを再
送する。 ステツプ3VでユーザＸ（本例ではＡ又はＢ）
からの暗号ブロツクCYが検出されると、
VAULTは次のステツプ4Vで管理キーＫ〓を用い
てそのアドレスからユーザＸのキーＫXを生成す
る。今の場合は、ユーザＡからの暗号ブロツクＣ
１が受信されているので、生成されたキーＫXは
ユーザＡのキーＫAであるが、この時点では、
VAULTはユーザＡが送信者であるか受信者であ
るかをまだ知らない。キーＫXはVAULTのレジ
スタＲ２に保管される。次のステツプ５Ｖでは、
平文のメツセージ・ブロツクBLXを得るため
に、キーＫXを用いて暗号ブロツクCYが解読され
る。 BLXが得られると、まずステツプ６ＶでBLX
に含まれる認証子BCとVAULTのローカルBCと
を比較することにより、CYが確かにユーザＸか
ら来たものであるかどうかが調べられる。認証子
BC自身に誤りが生じている場合は勿論である
が、伝送中に暗号ブロツクCYに誤りが生じたと
き、又はCYの前に付されている平文のアドレス
に誤りがあつたときには、CYは認証されない。
その場合はステツプ１９Ｖに分岐し、ユーザＸに
対し再送要求が出される。例えば、ユーザＡから
の暗号ブロツクＣ１が認証されず、ユーザＡに再
送要求が出されたとすると、ユーザＡはまずステ
ツプ７Ａでメツセージ受信を検出した後、ステツ
プ８Ａでこのメツセージをメモリに書込み、次い
でステツプ９Ａでメツセージがステツプ・コード
か再送要求かを調べる。VAULTは再送要求を出
しているので、ユーザＡはステツプ６Ａに戻つ
て、アドレス付きの暗号ブロツクＣ１をVAULT
へ再送する。 VAULTのステツプ６ＶでCYが認証される
と、ユーザＸが送信者か受信者かを調べるため
に、次のステツプ７ＶでBLXに含まれるアドレ
ス情報Ａ／ＢとCYの前に付されていたアドレス
とが比較される。Ｘ＝Ａであれば、ユーザＸは送
信者であるユーザＡであり、Ｘ＝Ｂであれば、受
信者であるユーザＢである。 ステツプ７ＶでユーザＸが送信者即ちユーザＡ
であることが検出されると、VAULTはステツプ
８Ｖに進み、ユーザＢに送信すべきメツセージ・
ブロツクBL２を作成する。BL２には、ユーザＡ
からのデータＤ、VAULTのローカルBC（BC
２）、Ｃ１の写し及びアドレス情報Ａ／Ｂが含ま
れる。 次いでステツプ９Ｖにおいて、管理キーＫ〓を
用いてアドレス情報Ｂを暗号化することにより、
ユーザＢのキーＫBが生成される。VAULTは、
生成されたキーＫBをレジスタＲ２に保管した
後、次のステツプ１０Ｖに進む。 ステツプ１０Ｖでは、キーＫBを用いてBL２の
ステツプ・コーデイング（第８図参照）が行なわ
れ、ステツプ・コードST１が生成される。
VAULTは、ステツプ１１ＶでST１の写しを写
しメモリ２８に保管した後、ステツプ１２Ｖで
ST１をユーザＢに送る。ST１が送られてしまう
と、ステツプ１Ｖに戻り、VAULTは再びメツセ
ージの受信が検出されるまで待ち状態になる。 ユーザＡと同じくESVモードにあるユーザＢ
は、ステツプ１Ｂでメツセージ送信信号が検出さ
れるか、又はステツプ２Ｂでメツセージ受信信号
が検出されるまで待ち状態にある。ステツプ１Ｂ
からあとは、ユーザＡのステツプ３Ａ以下と同じ
であるから、ここでは省略する。 ユーザＢは、自分を宛先とするメツセージが受
信されたことをステツプ２Ｂで検出すると、ステ
ツプ３Ｂでこのメツセージをメモリに書込み、そ
してステツプ４Ｂでメツセージがステツプ・コー
ドST１か再送要求かを調べる。受信メツセージ
がVAULTのステツプ１９Ｖで出された再送要求
であれば、ユーザＢはステツプ５Ｂに分岐して、
前にVAULTに送信したメツセージを再び送信す
る。 ステツプ４Ｂで受信メツセージがステツプ・コ
ードST１であることが検出されると、ステツプ
６Ｂに進み、VAULTで作成された平文のメツセ
ージ・ブロツクBL２を得るために、暗号ユニツ
ト３８でキーＫBを用いてST１が解読（Σ-1）さ
れる。ユーザＢは、争いが生じたときにBL２に
含まれるＣ１の写しをユーザＡの署名情報として
提出するために、ステツプ７ＢでＣ１の写しをリ
ーガル・メモリに保管する。 次いでステツプ８ＢにおいてBL２の認証が行
なわれる。BL２に含まれるVAULTの認証子BC
２とユーザＢのローカルBCとの差が許容範囲内
になければ、ステツプ９Ｂに分岐し、VAULTに
ST１の再送要求を送る。 BL２が認証された場合にはステツプ１０Ｂに
進み、VAULTに送信すべき確認用のメツセー
ジ・ブロツクBL３を作成する。BL３には、Ｃ１
の写し、ユーザＢの認証子BC３及びアドレス情
報Ａ／Ｂが含まれる。ユーザＢは、ステツプ１１
Ｂで自分のキーＫBを用いてBL３を暗号化し、暗
号ブロツクＣ２を生成した後、ステツプ１２Ｂで
Ｃ２の前に自分のアドレスＢを平文の形で付け
て、これらをVAULTに送る。ユーザＢは、メツ
セージＢＣ２をVAULTに送るとステツプ１Ｂ
に戻り、待ち状態に入る。 VAULTはステツプ１ＶでユーザＢからのメツ
セージの受信を検出し、次いでステツプ２Ｖでこ
れをメツセージ・メモリ３０に書込む。あとはス
テツプ７Ｖまで、ユーザＡからのメツセージの受
信のときと同じである。ただし、ステツプ４Ｖで
生成されるキーＫXはユーザＢのキーＫBであり、
ステツプ５Ｖで解読されるCYはユーザＢからの
Ｃ２である。またステツプ６Ｖで認証されなかつ
た場合には、ユーザＢに再送要求が送られる（ス
テツプ１９Ｖ）。 VAULTは、ステツプ７Ｖでアドレス情報Ａ／
ＢからユーザＢが受信者であることを検出する
と、ステツプ１３Ｖに進み、ユーザＡに送信すべ
きメツセージ・ブロツクBL４を作成する。BL４
には、VAULTのローカルBC（BC４）、ユーザＡ
のキーＫAで暗号化されているＣ１、及びユーザ
ＢのキーＫBで暗号化されているＣ２が含まれ
る。 次のステツプ１４Ｖでは、管理キーＫ〓を用い
て、送信者のアドレスＡからユーザ・キーＫAが
生成される。VAULTは、ユーザ・キーＫAを用
いてメツセージ・ブロツクBL４のステツプ・コ
ーデイングを実行し（ステツプ１５Ｖ）、生成し
たステツプ・コードST２の写しをメモリに保管
し（ステツプ１６Ｖ）、最後にST２をユーザＡに
送る（ステツプ１７Ｖ）。この時点でVAULT
は、ユーザＡ及びＢ間の通信に対する関与をや
め、ステツプ１Ｖに戻つて待ち状態に入る。 ステツプ７Ａのところで待ち状態にあるユーザ
Ａは、メツセージ（ST２）の受信を検出する
と、それをメモリに書込んだ後、受信メツセージ
が再送要求かステツプ・コードかを調べる。今の
場合は、受信メツセージはステツプ・コードST
２であるから、ユーザＡはステツプ９Ａからステ
ツプ１０Ａに進み、暗号ユニツト３８でキーＫA
を用いてST２を解読する。解読の結果、
VAULTで作成されたメツセージ・ブロツクBL４
が得られると、ユーザＡはステツプ１１Ａでその
中に含まれるBC４と自身のローカルBC（プログ
ラマブル・タイマ３６）とを比較してST２の有
効性を調べる。もしその差が許容範囲内になけれ
ば、ユーザＡはステツプ１２ＡでVAULTにST
２の再送要求を送つた後、ステツプ７Ａに戻り、
再び待ち状態に入る。 ステツプ１１ＡでST２が認証された場合に
は、ステツプ１３Ａに進んで、BL４に含まれて
いるＣ１とユーザＡのメモに保管されているＣ１
とが等しいか否かが調べられる。等しくなけれ
ば、ステツプ１５Ａから始まるエラー処理手順に
進む（後述）。 ステツプ１３Ａで両方のＣ１が等しいことが検
出されると、BL４に含まれていたＣ２がユーザ
Ａのリーガル・メモリに書込まれる（ステツプ１
４Ａ）。ユーザＢのステツプ１０Ｂ及び１１Ｂか
ら明らかなように、キーＫBによつて暗号化され
ているＣ２の内容は、キーＫAによつて暗号化さ
れているＣ１の内容と実質的に同じであるから、
あとで何らかの争いが起つた場合には、ユーザＡ
のリーガル・メモリに保管されているＣ２及びユ
ーザＢのリーガル・メモリに保管されているＣ１
を、例えば管理人の立会いのもとにVAULTのと
ころで解読すればよい。 第６Ａ図〜第６Ｅ図に示したESV手順は、ユ
ーザＡのステツプ１３Ａで不一致が検出されない
限り、ステツプ１４Ａで完了する。 ステツプ１３ＡでＣ１の不一致即ちエラーが検
出されると、ステツプ１５Ａに分岐し、Ｃ１のエ
ラー・レコードが保管される。次のステツプ１６
Ａでは、これがＣ１に関する最初のエラーか否か
が調べられる。もし最初のエラーでなければ、ス
テツプ１７Ａに進んで、Ｃ１の現エラーと前回の
エラーとが比較される。もし両エラーが等しくな
ければ、ステツプ１８Ａにおいて、ユーザＡは
VAULTへのメツセージＢＣ２の再送を直接ユ
ーザＢに要求する。最初のエラーの場合も同様で
ある。 ステツプ１７Ａで両エラーが等しいことがわか
るとステツプ１９Ａに進み、VAULTが故障して
いることをVAULTに知らせる。次のステツプ２
０Ａでは、VAULTに起因するエラーが生じたこ
とをユーザＢに知らせる。 第７図は、ユーザＡ（送信者）、ユーザＢ（受
信者）及びVAULTの間での種々のメツセージ交
換及びエラー状態を示したものである。第７図の
システムに生じ得るエラー状態及び対応するエラ
ー回復手順を下記の表に示す。
認することによつてデータを保護するシステムに
関する。 データ通信の分野においては、第三者による通
信妨害や盗聴の問題が重要である。通信妨害の形
態には、情報の受信を阻止するために通信を途絶
させるものと、送信中の情報を偽情報乃至は無効
情報（受信者はこれを正当な情報として受取る）
に変えてしまうものとがある。通信の途絶は主と
して軍事面で興味ある問題であるが、情報の変更
は、コンピユータ制御型のネツトワーク、フアン
ド・トランスフア・システムのような自動通信シ
ステムにおける大きな問題である。 次に、上述のような通信路への悪意の干渉に対
する対抗手段について簡単に触れておく。 まず盗聴に対しては暗号化が有効である。送信
者及び受信者は盗聴されていることに気づかない
場合が多いが、メツセージを暗号化しておけば、
例え盗聴されても問題はない。 情報変更に対しては認証（authentication）が
有効である。認証の詳細についてはあとで説明す
るが、考えられるすべての情報変更態様を見破る
ことができるものでなければならない。ここでも
暗号技術が利用される。認証は「暗号で保護され
た誤り検出」と考えることができる。 例えば強力な妨害信号を用いてなされる通信途
絶に対する対抗手段としては、軍事技術の分野で
アンチ・ジヤミング（妨信防止）と呼ばれている
ものがある。しかしながら、軍事以外の通常のデ
ータ通信においては、例え通信が途絶されたとし
ても、情報が悪用されるわけではないし、また妨
害者を見つけ出す時間的余裕もあるから、これは
それ程問題にしなくてもよいかも知れない。従つ
てここでは、アンチ・ジヤミングにおいても暗号
が重要な役割を果たしているとだけ云つておく。 現在では、データ保護の一手段としていわゆる
「署名検証（Signature Verification）」にも焦点
があてられている。認証は伝送路への干渉に対す
る対抗手段であつて、データが正当な源から来た
ものであることは保証するが、受信後におけるデ
ータの変更及び最初の送信者による送信事実の否
認を見破ることはできない。従つて、伝送の前後
における悪意の行為からもデータを保護し得る手
段が必要になる。 次に、基本的な認証システムについて簡単に説
明する。 局、端末などの多数のユーザを含む通信ネツト
ワークを考える（第１―１図参照）。このような
ネツトワークの中心部は、コンクリートや装甲板
などによつて物理的に保護されているオートマト
ンであり、VAULTと呼ばれる。VAULTは、オ
ペレーテイング・システムなどの内部知識があつ
ても制御できないマイクロプロセツサを含んでい
る。原則として、VAULT内にあるすべての情報
は電源故障により消滅する。VAULTの自動応答
は、要求された様式の入力を処理して、同様な様
式の出力を発生することだけに制限される。即
ち、VAULTへ供給される入力の様式は、
VAULTの作動状態や内部状態を聞き出せないも
のでなくてはならない。 各ユーザには、任意に選択されたキーが割当て
られる。これらのキーは、VAULT内に所有者の
名前と共に記憶されていることを除くと、所有者
だけが知つている。キーは暗号化された形で
VAULT内に記憶させておくとより安全である。
キーの暗号化は、選ばれた管理人又は受託人だけ
が知つている特別の管理キーを用いて行なわれ
る。安全度をより高くしたければ、管理人を複数
選んで、各々独立した管理キーを持たせ、キーを
暗号化するときには、これらの管理キーを組合わ
せた（例えばモジユロ２加算）合成キーを使用す
るようにすればよい。 VAULTは２進クロツクも含んでいる。ネツト
ワークのすべてのユーザも同一のクロツクを持つ
ており、これらのクロツクは適切な開始時間を基
準にしてネツトワーク全体にわたつて同期されて
いる。 例えばユーザＡからユーザＢへデータＤを送信
する場合、ユーザＡはデータＤ、クロツク情報
BC並びに送信者及び受信者のアドレスを示すア
ドレス情報Ｓ／Ｒを連結してメツセージ・ブロツ
クBL１を作成し、自分に割当てられているキー
ＫAを用いてBL１を暗号化することにより暗号ブ
ロツクＣ１を生成し、そしてＣ１の前に自分のア
ドレスＡ（平文）を付けてVAULTに送る。 VAULTは、受取つたアドレスＡから送信者の
暗号化されたキーを検索し、これを解読してキー
ＫAを得る。ＫAは、Ｃ１の解読に使用された後、
破壊される。 VAULTは、Ｃ１の解読によつて平文のメツセ
ージBL１が得られると、その中に含まれている
クロツク情報BCを自身のローカル・クロツク時
間と比較する。その誤差が許容範囲内であれば
（伝送距離及び交換動作を考慮して決められる）
Ｃ１は正当な源からきたものとみなされ、かくし
てユーザＡが認証される。認証の確かさはBCの
デイジツト数によつて左右される。即ち、BCは
認証情報である。 次いでVAULTは、アドレス情報Ｓ／Ｒに含ま
れる受信者Ｂのアドレスから対応する暗号化され
たキーＫBを検索してそれを解読し、平文のキー
ＫBを得る。更に、データＤ、アドレス情報Ｓ／
Ｒ及びVAULTでの現時間を表わすクロツク情報
BCを連結して、新たなメツセージ・ブロツクBL
２を形成し、これをＫBを用いて暗号化すること
により暗号ブロツクＣ２を生成する、Ｂにはこの
Ｃ２が送られる。 Ｂは自身のキーＫBを用いてＣ２を解読し、平
文のＤ、Ｓ／Ｒ及びBCを得る。BCはＢのローカ
ル・クロツク時間と比較され、その差が許容範囲
であれば、Ｄは正当な源から来たものと認証され
る。 しかしながら、何らかの争いにおいて、送信者
がＣ１を送信したことを否認したり受信者がＣ２
を受信したことを否認したりすることが考えられ
る。虚偽の申立てをされた方にしてみれば、それ
を立証するのはまず不可能である。これは署名偽
造問題に通ずるが、その解決策については「発明
の開示」の項で述べることにする。 背景技術 データやメツセージの保護を図るために署名を
電子的乃至はデイジタル的に検証するシステムを
開示したものとして、(1)．M.O.Rabin、
“Signature and Certification by Coding”
IBM Technical Disclosure Bulletin、Vol.20、
No.８ 3337―3338頁（1978年１月）、(2)W.
Diffie、M.Hellman、“New Directions in
Cryptography” IEEE Transactions on
Information Theory（1976年11月）、(3)R.L.
Rivest、A.Shamir、L.Adleman、“On Digital
Signatures and Public−Key Crypto−
Systems”M.I.T.Laboratory for Computer
Science Report、MIT／LCS／TM−82（1977年
４月）などがある。 キー制御型のブロツク・サイフア暗号システム
としては、米国で標準化されたDES（データ暗
号規格）が有名である。本発明もこのDESを利
用している。本文中及び図面にでてくる「π」は
DESを意味している。DESのアルゴリズム及び
好適なハードウエアは、米国商務省標準局の連邦
情報処理規格（FIPS）“Encryption Algorithm
for Computer Data Protection”及び“Data
Encryption Standard”に開示されている。また
基本的なブロツク・サイフア暗号システムは米国
特許第3796830号明細書及び同第3798359号明細書
に開示されている。DESに適合するものとして
は、米国特許第3958081号明細書に開示されてい
るブロツク・サイフア暗号システムがある。 あとで詳述するように、本発明ではステツプ・
コーデイング法が使用されるが、これは米国特許
第4078152号明細書に開示されているデータ連鎖
に似たものである。 発明の開示 「技術分野」のところでも述べたように、Ａと
Ｂの間でメツセージを交換する場合、次のような
問題が生じる可能性がある。例えばＢがＡからの
メツセージを受信したとき、Ｂはその気になれば
受信メツセージを故意に変更して、あとでＡに対
し「間違つたメツセージを受取つた」と主張する
ことができる。Ａ側からみれば、このような主張
がなされたときに、Ａは例えＢの主張が正当であ
つても、「そのようなメツセージは送つていな
い」又は「Ｂが受信メツセージを故意に変更し
た」と主張することができる。 これは明らかに書類管理上の問題であつて、第
三者による伝送路への悪意の干渉とは別である。
この問題を避けるためには、送受信後の如何なる
ときにも、送受信情報がオリジナルの情報と同じ
であることを確認できる手段を講じておく必要が
ある。本発明に従えば、これは次のようにして達
成される。 ＡからＢへのメツセージ送信を例にとる。メツ
セージBL１の準備方法は前と同じである。即
ち、ＡはキーＫAを用いてメツセージBL１を暗号
化し、暗号ブロツクＣ１として送信する。
VAULTは、Ｃ１を解読してこれが確かにＡから
来たものであることを認証した後、ＢのキーＫB
を用いてメツセージBL１から別の暗号ブロツク
Ｃ２を生成し、これをＣ１の写しと共にＢに送
る。ＢはキーＫBだけを持つているので、Ｃ２を
解読することはできるが、VAULTによつてＡか
らの原メツセージであると保証されたＣ１の写し
の解読はできない。従つて争いがあつたときに
は、公平な第三者の立会いのもとにＣ１の写しを
解読すればよい。Ａにしてみても、Ｃ１が確かに
Ａから来たものであることがVAULTによつて何
時でも調べられるので、Ｃ１の送信後に虚偽の申
立てをしても無意味である。 第１―２図に示したプロトコルの説明に進む前
に、Ｃ１及びＣ２の送信方法及びVAULTの内部
構造について説明しておく。 ステツプ・コーデイング ステツプ・コードは、可変長のメツセージを暗
号化するのに有用なだけでなく、個々のメツセー
ジを機能的にまとめて１つの新しいメツセージに
するのにも有用である。まとめられたメツセージ
中のシンボル間には従属性があるので、認証に役
立つ。これは連鎖（チエイニング）とも呼ばれて
いる。 暗号ブロツクＣ１及びＣ２を個々にＢへ送るだ
けであれば、例えばＡの仲間がVAULTから送信
されたＣ１を補護して、別のものに変えてしまう
ことが考えられる。Ｂは、余程注意していない限
りこれを検知できない。送信途中におけるＣ１又
はＣ２の変更を防ぐため、本発明はステツプ・コ
ーデイングと呼ばれる新しいコーデイング方式を
使用する。これは第８図に示されている。 第８図において、ブロツクＣ１及びＣ２並びに
認証子BC（クロツク情報が望ましい）は、単一
の暗号ブロツクΣへ暗号化される。まず連結され
たＣ１，Ｃ２及びBCから長さがｄのブロツクＡ
を取出してこれをπで暗号化し、ブロツクＤ及び
Ｅを生成する。次いで、Ｄを加えたときに長さが
ｄになるようなブロツクＢを取出して、Ｄと共に
πで暗号化し、ブロツクＦ及びＧを生成する。最
後に、ブロツクＣ及びＧをπで暗号化し、ブロツ
クＨを生成する。 暗号ブロツクΣは次式で与えられる。 Σ＝ＨＦＥ また各ステツプにおける暗号化は次の通りであ
る。 ＤＥ＝π（ＫB、Ａ） ＧＦ＝π（ＫB、ＢＤ） Ｈ＝π（ＫB、ＣＧ） π（Ｋ，Ｄ）は、キーＫを用いてデータＤを暗
号システムπに従つて暗号化することを表わし、
Σ（Ｋ，Ｄ）は同じくステツプ暗号化を表わす
（暗号システムはπ）。π-1及びΣ-1は各々の解読
を表わす。なお、上式中のは単なる連結を表わ
しており、排他的オアではない（以下も同じ）。 ブロツク中に認証子BCを入れておくと、Σの
一部が途中で変更された場合にBCが影響を受け
るので、受信者はΣが変更されたことを知ること
ができる。Σは受信者のキーで暗号化されている
から、受信者は自分のキーでΣを解読してＣ１，
Ｃ２及びBCを得た後、BCを調べればよい。 VAULT これは、例えばマイクロプロセツサを用いたオ
ートマトンであつて、その１つの特徴は、全ユー
ザのキー情報を保持している点にある。キー情報
は最も機密性を要する情報であるから、これを記
憶している記憶装置を揮発性にして、何らかの干
渉（電源故障など）があつた場合にキー情報が記
憶装置から完全に消去されてしまうようにしてお
くのが望ましい。 キー情報の入力方式としては種々のものが考え
られる。例えばVAULTが物理的に保護されてい
れば、ユーザの名前及び対応するキーを平文の形
で対にしてキー・リストに入力してもよいかも知
れない。しかしながら、これには、電源故障が生
じるとすべてのキーが失なわれてしまうという欠
点がある。 もつとよい方法として、すべてのキーを暗号化
して、VAULTの外部記憶装置（デイスクなど）
に記憶させておくことも考えられる。キーの暗号
化には特別の管理キー乃至はマスタ・キーＫ〓が
使用される。Ｋ〓をアクセスできるのは選ばれた
管理人だけで、通常のユーザはアクセスできな
い。キー・リストには、全ユーザの名前及び対応
する暗号化されたキーが含まれる。キー情報を外
部記憶装置に記憶させておくと、例えば電源故障
によつてVAULT内部のキー・リストが失なわれ
ても、キー情報を外部記憶装置から再ロードする
だけですむ。 更に異なつたキー・リストを有するVAULTの
動作を次に説明する。 各ユーザのキーは、必要なときにVAULT内部
でユーザの名前を特別のキーＫ〓で暗号化するこ
とにより生成される。例えばユーザＡのキーはπ
（Ｋ〓、Ａ（名前））で表わされる。Ｋ〓で暗号化
されるのは、Ａに任意の数ｎを加えたものであつ
てもよい。即ち、各ユーザは自分のキーを必要に
応じて変更できる。 第２図に示したVAULTを介する情報の流れは
次の通りである。 ユーザＡは、ユーザＢへ送信するときに、前述
のＣ１と共に自分の名前（アドレス）Ａを平文で
VAULTに送る。VAULTは、Ｃ１及びＡから成
るメツセージをユーザＡから受取ると、Ｃ１とＡ
を分けて、ＡをＫ〓と共にDESユニツト２２へ
供給し、ユーザＡのキーＫAを生成する。次いで
DESユニツト２２において、キーＫAを用いてＣ
１が解読され、その結果Ｓ／Ｒ（送信者／受信者
情報）、データＤ及び認証子BCが得られる。BC
は比較器２０でVAULTにあるローカルBCと比
較される。その差が許容範囲内であれば、送信源
はＡであると認証される。この許容範囲は、前述
のように、ユーザとVAULTとの間の伝送距離及
び交換動作を考慮して決められるものであり、云
い換えるならば両者間の、許容遅延時間である。
これは、各ユーザの位置及び通信媒体の特性に応
じて予め計算して、適当なメモリに記憶させてお
くことができる。一旦認証されると、Ｓ／Ｒ及び
Ｄは有効なものとみなされ、次いでＳ／Ｒが２つ
の成分Ｓ及びＲに分けられる。今の場合、Ｓはユ
ーザＡであり、ＲはユーザＢである。 このようにして得られた名前ＢはDESユニツ
ト２２へ供給され、そこでＫ〓を用いて暗号化さ
れる。この結果、ユーザＢのキーＫBが得られ
る。ＫBは前述のステツプ・コーデイングを実行
する暗号ユニツト２４に供給される。暗号ユニツ
ト２４はＫBを用いて、Ｃ１の写し、Ｄ，Ｓ／Ｒ
（Ａ／Ｂ）及びローカルBCを暗号化することによ
りステツプ暗号メツセージ（ステツプ・コード）
ST１を生成する。VAULTは、このようにして
得られたST１をユーザＢに送る。 ST１はＫBで暗号化されているから、ユーザＢ
は次の情報を得ることができる。 １ VAULTによつてＡから来たものと保証され
たＣ１の写し。 ２ VAULTによつて認証されたＣ１に含まれる
平文データＤ。 ３ VAULTのものである新しい認証子BC。 VAULTからのBCとユーザＢのローカルBCと
の差が許容範囲内であれば、Ｃ１及びＤは共に途
中で変更されておらず且つ確かにVAULTから来
たものであるとみなされる。もしVAULTでＡが
認証されていなければ、VAULTはＢへの送信を
行なわないから、Ｂで正しいメツセージが受信さ
れたということは、その源がＡであることを意味
している。ＢからＡへの送信も同じである。 署名検証ループ 次に第１―２図を参照しながら、本発明の署名
検証ループについて説明する。 第１―２図の署名検証ループは、ユーザＡから
VAULTを介してユーザＢに向かう第１シーケン
ス及びその反対方向の第２シーケンスを含む。第
１―２図中の種々の矩形ブロツクはハードウエア
を表わしている。例えばユーザＡにおいては、メ
ツセージBL１を構成するアドレス情報Ａ／Ｂ、
データＤ及び認証子BCは所定のレジスタに保持
される。ユーザＢ中の「Ａ Ｄ BC２」及び
「リーガル・メモリ」はユーザＢに設けられてい
る記憶装置の特定の記憶位置を表わしている。ユ
ーザＡの「メモ」及び「リーガル・メモリ」も同
様である。「π」、「Σ」及び「Σ-1」の意味は前
述のものと同じである。カツコ内の記号「BL」
はメツセージ・ブロツクを表わし、カツコの下側
に示されている「Ｃ１」、「Ｃ２」、「ST１」及び
「ST２」は、これらのメツセージがその横に示さ
れているキーＫA又はＫBを用いて暗号化されてい
ることを表わしている。 ユーザＡは、データＤをユーザＢへ送信する場
合に、まずメツセージ・ブロツクBL１＝Ａ／Ｂ
ＤBC１を準備する。BL１はユーザＡの暗号
ユニツトでキーＫAを用いて暗号化され、（π）、
これにより暗号ブロツクＣ１＝π（ＫA、BL１）
が生成される。Ｃ１は、平文のアドレスＡと共に
VAULTに送られ、更にユーザＡのメモに書込ま
れる。 VAULTはＣ１を解読してBC１を調べる。BC
１が許容可能であれば、VAULTはＣ１がＡから
来たものと認証する。VAULTは、ＡからのBC
１に代つて自分のBC（BC２）を入れ、ステツ
プ・コードST１を生成する。キーＫBを用いて
ST１へ暗号化されるメツセージ・ブロツクBL２
はBL２＝ＤBC２Ｃ１Ａ／Ｂである。 ユーザＢは自分のキーＫBを用いてステツプ・
コードST１を解読し、平文のメツセージ・ブロ
ツクBL２を得る。その中のBC２がユーザＢのロ
ーカルBCと許容範囲内で一致すれば、ST１は
VAULTから来たものと認証され、ユーザＢはそ
の内容を受理する。ここで重要なのは、解読され
たメツセージ・ブロツクBL２にVAULTによつて
ユーザＡから来たものと保証されているＣ１の写
しが含まれていることである。Ｃ１はキーＫAで
暗号化されているので、ユーザＢはこれを解読す
ることはできないが、予想される争いに備えて、
Ｃ１の写しをリーガル・メモリに書込む。その場
合、ユーザＢで故意にＣ１の写しが変えられて
も、争いが起つたときにユーザＡのキーＫAで解
読すれば、それが改ざんされていることは直ぐに
わかる。Ｃ１の偽造もキーＫAがない限りできな
い。ユーザＡにしても、ユーザＢにあるＣ１の写
しはVAULTによつてユーザＡから来たものであ
ると保証されているから、Ｃ１を送信した事実を
否認できない。かくして、ユーザＢに受理された
認証済みのＣ１の写しは、実質的にはユーザＡの
署名情報と同じである。 次いでユーザＢは、ユーザＡに対する確認用の
返信情報を準備する。これは、ユーザＢに与えら
れた保護と同じものをユーザＡにも与えるためで
ある。返信情報としては、Ｃ１、ユーザＢのロー
カルBC（BC３）及びアドレス情報Ａ／Ｂから成
るメツセージ・ブロツクBL３が使用される。ユ
ーザＢは自分のキーＫBでBL３を暗号化して、暗
号ブロツクＣ２＝π（ＫB、BL３）を生成し、そ
れの前に自分のアドレスを平文の形で付けて
VAULTに送る。 VAULTはＣ２を解読して、その中のBC３が
許容可能であればＣ２を認証し、自分のBC（BC
４）を含むメツセージ・ブロツクBL４＝BC４
Ｃ１Ｃ２からステツプ・コードST２＝Σ（Ｋ
A、BL４）を生成してユーザＡに送る。 ユーザＡは自分のキーＫAでST２のステツプ・
デコードΣ-1を行ない、BC４，Ｃ１及びＣ２を
得る。BC４とユーザＡのローカルBCとの差が許
容範囲内であれば、ユーザＡはメモに書込まれて
いたＣ１とBL４に含まるＣ１とを比較し、一致
すれば、ユーザＢのキーＫBで暗号化されている
Ｃ２（この中にＣ１が含まれている）をリーガ
ル・メモリに書込む。ユーザＡではＣ２の解読は
できず、またＣ２はユーザＢから来たものである
ことがVAULTによつて認証されているので、Ｃ
１のときと同じく、Ｃ２は実質的にはユーザＢの
署名情報である。 かくしてユーザＡ及びＢは互いに相手の署名情
報を持つているので、その立場は同じになる。争
いが起つた場合には、公平な第三者（前述のキー
Ｋ〓の管理人でもよい）の立会いのもとに、
VAULTのところでそれらを解読して比較すれば
よい。 本発明の基本は、データ通信ネツトワークにお
けるメツセージ処理プロトコルにあり、ハードウ
エアとは余り関係がないが、本発明を適用し得る
第１―１図のネツトワークは、ハードウエア的に
は、複数のユーザ（端末）、ネツトワーク全体を
制御するホストCPU及びVAULTから成つてい
る。VAULTはホストCPUに含まれていてもよ
い。第２図〜第５図に示したように、各端末及び
VAULTはマイクロプロセツサによつて制御され
るものであつてもよい。第６Ａ図〜第６Ｅ図は、
ユーザＡからVAULTを介してユーザＢへデータ
を送信するときのフローチヤートである。 本発明の最良の実施態様 VAULTの一構成例を第２図に示す。VAULT
は前述の比較器２０、DESユニツト２２を含む
暗号ユニツト２４の他に、アドレス発生器２６、
写しメモリ２８、メツセージ・メモリ３０及びマ
イクロプログラム制御型のVAULT制御装置３２
を含んでいる。 比較器２０は、受信メツセージに含まれる認証
子（クロツク情報）BCをVAULT内の同期され
た２進クロツク３４からの値と比較し、その結果
をVAULT制御装置３２の状況条件マルチプレク
サ４０（第４図）へ送る。 DESユニツト２２を含む暗号ユニツト２４並
びにレジスタＲ１及びＲ２は、VAULT内で必要
な暗号化、解読及びキーの生成を行なうときに使
用される。本実施例では、暗号システムとして米
国標準のDESを利用しているが、勿論、他のキ
ー制御型ブロツク・サイフア暗号システムを利用
することもできる。レジスタＲ１は管理キーＫ〓
を保持しており、レジスタＲ２は暗号ユニツト２
４で生成されたユーザ・キー（ＫA，ＫBなど）を
受取る。これらのキーは、選択的にＫ母線を介し
て暗号ユニツト２４へ供給される。暗号ユニツト
２４は、通常の暗号化（π）の他にステツプ・コ
ーデイング（Σ）も行なう。 ２進クロツク（BC）３４は、実質的には第３
図に示したプログラマブル・タイマ３６と同一で
あり、認証を確実なものにするためにすべて同期
されている。 第３図はユーザのハードウエア構成を示したも
のであるが、その大部分のユニツトは従来から使
用されているものである。例えば、モデムは通信
アダプタからの送信メツセージを変調してネツト
ワークへ送り出し、またネツトワークからの受信
メツセージを復調して通信アダプタの方へ送る。
CRTデイスプレイ及びデイスプレイ制御装置
は、キーボードから入力された情報、システム・
メモリからアクセスされた情報、ホストCPUか
ら受取つた情報などを表示するときに使用され
る。キーボードも英数字データを入力する通常の
ものである。ユーザ・キーＫXはキーボードから
入力されてもよく、またこれをシステム・メモリ
に記憶させておいて、特別のコードをキーボード
から入力することによつてアクセスするようにし
てもよい。フアイル制御装置によつて制御される
フアイルは、ユーザの補助記憶装置であり、例え
ば、送信すべきメツセージ及び遠隔のユーザから
受信したメツセージを記憶するのに用いられる。 本発明の実施に必要なのは、プログラマブル・
タイマ３６及び暗号ユニツト３８である。プログ
ラマブル・タイマ３６はユーザのローカルBCを
与える。暗号ユニツト３８は、ハードウエア的に
はVAULTの暗号ユニツト２４と同じであるが、
ステツプ・コードSTについては解読だけを行な
う。メツセージ・ブロツクBLの暗号化及び解読
もここで行なわれる。即ち、ユーザの暗号ユニツ
ト３８では、π，π-1及びΣ-1が実行される。 上述の各種ユニツトはすべてマイクロプロセツ
サによつて制御されるが、このような制御は既に
周知であるし、本発明に直接関係するものでもな
いから、詳細については省略する。 第４図に示したように、VAULT制御装置３２
もマイクロプログラム制御型である。種々の制御
シーケンス（マイクロプログラム）は制御メモリ
４２に記憶されている。制御メモリ４２のアドレ
スは、アドレス・シーケンサ４４から供給され
る。アドレス・シーケンサ４４は、状況条件マル
チプレクサ４０からの選択された状況信号及び出
力バツフア４６からのシーケンサ制御信号に基い
て次のアドレスを決定する。状況条件マルチプレ
クサ４０の出力が分岐を示していた場合には、出
力バツフア４６から供給された分岐アドレスが出
力される。 制御メモリ４２から読出された各制御ワードは
出力バツフア４６へ送られる。出力バツフア４６
は、これらの制御ワードを解読して、VAULTを
動作させるのに必要な制御信号、状況条件マルチ
プレクサ４０から出力されるべき状況信号を選択
するための状況選択信号及びアドレス・シーケン
サ４４を制御するためのシーケンサ制御信号を発
生する。また、制御ワードが分岐を指定していた
場合には、分岐アドレスをアドレス・シーケンサ
４４に供給する。 状況条件マルチプレクサ４０に入力される状況
条件信号には、メツセージ受信信号（線０）、メ
ツセージ終了信号（線１）、比較器２０の出力
（線２）などがある。あとで説明するように、
VAULTはメツセージを受信してから動作を開始
するので、VAULTが待ち状態にあるときには、
状況条件マルチプレクサ４０は、メツセージ受信
信号を通過させ得る状態になつている。 第５図は、VAULTの暗号ユニツト２４の詳細
を示したものであるが、ユーザの暗号ユニツト３
８もこれと同じである。暗号ユニツト２４は、前
述のπ、π-1及びΣを実行する。図には示してい
ないが、このうちの何れが実行されるかは、
VAULT制御装置３２からの制御信号によつて指
定される。 ユーザ・キーＫXを生成する場合には、レジス
タＲ１に保持されている管理キーＫ〓が取出さ
れ、且つユーザのアドレスＸが主母線及びマルチ
プレクサ２３を介してDESユニツト２２へ供給
される。DESユニツト２２は、管理キーＫ〓を
用いてアドレスＸを暗号化することにより、ユー
ザ・キーＫX＝π（Ｋ〓，Ｘ）を生成する。生成
されたユーザ・キーＫXはレジスタＲ２へロード
され、ユーザＸからの暗号ブロツクCXを解読
（π-1）するとき、又はユーザＸに送信すべきステ
ツプ・コードSTXを生成（Σ）するときにDES
ユニツト２２へ取出される。 DESユニツト２２は、CXを解読したときに
は、平文のメツセージ・ブロツクを主母線の方へ
出力する。しかしながら、ステツプ・コード
STXを生成するときには、レジスタＲ３及びマ
ルチプレクサ２３を含むループ・パスが使用され
る。このループ・パスにより、前述のステツプ・
コーデイングにおけるデータ連鎖が可能になる。
データ連鎖はステツプ・コードSTXを解読する
ときにも必要であるから、ユーザの暗号ユニツト
３８も同様なループ・パスを備えている。 次に第６Ａ図〜第６Ｅ図のフローチヤートを参
照しながら第２図〜第５図に示したハードウエア
の動作について説明する。VAULTに関しては、
後述のタイミング・シーケンス表も参照された
い。本例では、ユーザＡが送信者であり、ユーザ
Ｂが受信者である。フローチヤート中のステツプ
番号（ステツプ・コーデイングとは無関係）に付
されている記号「Ａ」、「Ｂ」及び「Ｖ」は、各々
ユーザＡ、ユーザＢ及びVAULTの動作ステツプ
であることを示し、「Ｙ」及び「Ｎ」は各々「肯
定」及び「否定」を示している。 まず、ユーザＡ及びユーザＢのハードウエアは
初期設定されて電子式署名検証（ESV）モード
にあり、VAULTにおいては、ESVメツセージが
主母線に受取られたかどうかが監視されているも
のとする。更に、ユーザＡにおいては、ユーザＢ
に送信すべきデータＤが既に準備されているもの
とする。ESV手順に従う送信動作は、例えばユ
ーザＡのキーボードからユーザＢのアドレスを含
む送信指令を入力することによつて開始される。 ユーザＡのステツプ１Ａからステツプ２Ａへ行
くループは、メツセージ送信信号又はメツセージ
受信信号が検出されるまで繰返される。この間、
ユーザＡは待ち状態にある。本例では、ユーザＡ
は送信者であるから、ステツプ１Ａでメツセージ
送信信号が検出された後、ステツプ３Ａに進む。 ステツプ３Ａでは、VAULTを介してユーザＢ
に送信すべきメツセージ・ブロツクBL１が作成
される。BL１には、アドレス情報Ａ／Ｂ、デー
タＤ及び認証子（クロツク情報）BC１が含まれ
る。BL１はユーザＡのキーＫAと共に暗号ユニツ
ト３８へ供給され、そこで暗号ブロツクＣ１が生
成される（ステツプ４Ａ）。 ユーザＡは、あとでユーザＢからＣ１が返送さ
れてきたときにそれと比較するために、次のステ
ツプ５ＡでＣ１の写しを自分の「メモ」（第２図
参照）に保管し、次いでステツプ６Ａにおいて、
自分のアドレスＡをＣ１の前に付けて、これらを
VAULTに送る。然る後、ユーザＡは待ち状態に
入り、ステツプ７ＡでVAULTからのメツセージ
の受信が検出されるのを待つ。 VAULTは、何れかのユーザからメツセージが
受信されるまで待ち状態にある。ステツプ１Ｖで
メツセージの受信が検出されると、VAULTは次
のステツプ２Ｖで受信メツセージをメツセージ・
メモリ３０（第２図）に書込む。次いで、ステツ
プ３Ｖで受信メツセージの様式が分析され、それ
が暗号ブロツクか再送要求かが決定される。再送
要求であればステツプ１８Ｖに分岐し、再送要求
を出したユーザＡ又はＢにステツプ・コードを再
送する。 ステツプ3VでユーザＸ（本例ではＡ又はＢ）
からの暗号ブロツクCYが検出されると、
VAULTは次のステツプ4Vで管理キーＫ〓を用い
てそのアドレスからユーザＸのキーＫXを生成す
る。今の場合は、ユーザＡからの暗号ブロツクＣ
１が受信されているので、生成されたキーＫXは
ユーザＡのキーＫAであるが、この時点では、
VAULTはユーザＡが送信者であるか受信者であ
るかをまだ知らない。キーＫXはVAULTのレジ
スタＲ２に保管される。次のステツプ５Ｖでは、
平文のメツセージ・ブロツクBLXを得るため
に、キーＫXを用いて暗号ブロツクCYが解読され
る。 BLXが得られると、まずステツプ６ＶでBLX
に含まれる認証子BCとVAULTのローカルBCと
を比較することにより、CYが確かにユーザＸか
ら来たものであるかどうかが調べられる。認証子
BC自身に誤りが生じている場合は勿論である
が、伝送中に暗号ブロツクCYに誤りが生じたと
き、又はCYの前に付されている平文のアドレス
に誤りがあつたときには、CYは認証されない。
その場合はステツプ１９Ｖに分岐し、ユーザＸに
対し再送要求が出される。例えば、ユーザＡから
の暗号ブロツクＣ１が認証されず、ユーザＡに再
送要求が出されたとすると、ユーザＡはまずステ
ツプ７Ａでメツセージ受信を検出した後、ステツ
プ８Ａでこのメツセージをメモリに書込み、次い
でステツプ９Ａでメツセージがステツプ・コード
か再送要求かを調べる。VAULTは再送要求を出
しているので、ユーザＡはステツプ６Ａに戻つ
て、アドレス付きの暗号ブロツクＣ１をVAULT
へ再送する。 VAULTのステツプ６ＶでCYが認証される
と、ユーザＸが送信者か受信者かを調べるため
に、次のステツプ７ＶでBLXに含まれるアドレ
ス情報Ａ／ＢとCYの前に付されていたアドレス
とが比較される。Ｘ＝Ａであれば、ユーザＸは送
信者であるユーザＡであり、Ｘ＝Ｂであれば、受
信者であるユーザＢである。 ステツプ７ＶでユーザＸが送信者即ちユーザＡ
であることが検出されると、VAULTはステツプ
８Ｖに進み、ユーザＢに送信すべきメツセージ・
ブロツクBL２を作成する。BL２には、ユーザＡ
からのデータＤ、VAULTのローカルBC（BC
２）、Ｃ１の写し及びアドレス情報Ａ／Ｂが含ま
れる。 次いでステツプ９Ｖにおいて、管理キーＫ〓を
用いてアドレス情報Ｂを暗号化することにより、
ユーザＢのキーＫBが生成される。VAULTは、
生成されたキーＫBをレジスタＲ２に保管した
後、次のステツプ１０Ｖに進む。 ステツプ１０Ｖでは、キーＫBを用いてBL２の
ステツプ・コーデイング（第８図参照）が行なわ
れ、ステツプ・コードST１が生成される。
VAULTは、ステツプ１１ＶでST１の写しを写
しメモリ２８に保管した後、ステツプ１２Ｖで
ST１をユーザＢに送る。ST１が送られてしまう
と、ステツプ１Ｖに戻り、VAULTは再びメツセ
ージの受信が検出されるまで待ち状態になる。 ユーザＡと同じくESVモードにあるユーザＢ
は、ステツプ１Ｂでメツセージ送信信号が検出さ
れるか、又はステツプ２Ｂでメツセージ受信信号
が検出されるまで待ち状態にある。ステツプ１Ｂ
からあとは、ユーザＡのステツプ３Ａ以下と同じ
であるから、ここでは省略する。 ユーザＢは、自分を宛先とするメツセージが受
信されたことをステツプ２Ｂで検出すると、ステ
ツプ３Ｂでこのメツセージをメモリに書込み、そ
してステツプ４Ｂでメツセージがステツプ・コー
ドST１か再送要求かを調べる。受信メツセージ
がVAULTのステツプ１９Ｖで出された再送要求
であれば、ユーザＢはステツプ５Ｂに分岐して、
前にVAULTに送信したメツセージを再び送信す
る。 ステツプ４Ｂで受信メツセージがステツプ・コ
ードST１であることが検出されると、ステツプ
６Ｂに進み、VAULTで作成された平文のメツセ
ージ・ブロツクBL２を得るために、暗号ユニツ
ト３８でキーＫBを用いてST１が解読（Σ-1）さ
れる。ユーザＢは、争いが生じたときにBL２に
含まれるＣ１の写しをユーザＡの署名情報として
提出するために、ステツプ７ＢでＣ１の写しをリ
ーガル・メモリに保管する。 次いでステツプ８ＢにおいてBL２の認証が行
なわれる。BL２に含まれるVAULTの認証子BC
２とユーザＢのローカルBCとの差が許容範囲内
になければ、ステツプ９Ｂに分岐し、VAULTに
ST１の再送要求を送る。 BL２が認証された場合にはステツプ１０Ｂに
進み、VAULTに送信すべき確認用のメツセー
ジ・ブロツクBL３を作成する。BL３には、Ｃ１
の写し、ユーザＢの認証子BC３及びアドレス情
報Ａ／Ｂが含まれる。ユーザＢは、ステツプ１１
Ｂで自分のキーＫBを用いてBL３を暗号化し、暗
号ブロツクＣ２を生成した後、ステツプ１２Ｂで
Ｃ２の前に自分のアドレスＢを平文の形で付け
て、これらをVAULTに送る。ユーザＢは、メツ
セージＢＣ２をVAULTに送るとステツプ１Ｂ
に戻り、待ち状態に入る。 VAULTはステツプ１ＶでユーザＢからのメツ
セージの受信を検出し、次いでステツプ２Ｖでこ
れをメツセージ・メモリ３０に書込む。あとはス
テツプ７Ｖまで、ユーザＡからのメツセージの受
信のときと同じである。ただし、ステツプ４Ｖで
生成されるキーＫXはユーザＢのキーＫBであり、
ステツプ５Ｖで解読されるCYはユーザＢからの
Ｃ２である。またステツプ６Ｖで認証されなかつ
た場合には、ユーザＢに再送要求が送られる（ス
テツプ１９Ｖ）。 VAULTは、ステツプ７Ｖでアドレス情報Ａ／
ＢからユーザＢが受信者であることを検出する
と、ステツプ１３Ｖに進み、ユーザＡに送信すべ
きメツセージ・ブロツクBL４を作成する。BL４
には、VAULTのローカルBC（BC４）、ユーザＡ
のキーＫAで暗号化されているＣ１、及びユーザ
ＢのキーＫBで暗号化されているＣ２が含まれ
る。 次のステツプ１４Ｖでは、管理キーＫ〓を用い
て、送信者のアドレスＡからユーザ・キーＫAが
生成される。VAULTは、ユーザ・キーＫAを用
いてメツセージ・ブロツクBL４のステツプ・コ
ーデイングを実行し（ステツプ１５Ｖ）、生成し
たステツプ・コードST２の写しをメモリに保管
し（ステツプ１６Ｖ）、最後にST２をユーザＡに
送る（ステツプ１７Ｖ）。この時点でVAULT
は、ユーザＡ及びＢ間の通信に対する関与をや
め、ステツプ１Ｖに戻つて待ち状態に入る。 ステツプ７Ａのところで待ち状態にあるユーザ
Ａは、メツセージ（ST２）の受信を検出する
と、それをメモリに書込んだ後、受信メツセージ
が再送要求かステツプ・コードかを調べる。今の
場合は、受信メツセージはステツプ・コードST
２であるから、ユーザＡはステツプ９Ａからステ
ツプ１０Ａに進み、暗号ユニツト３８でキーＫA
を用いてST２を解読する。解読の結果、
VAULTで作成されたメツセージ・ブロツクBL４
が得られると、ユーザＡはステツプ１１Ａでその
中に含まれるBC４と自身のローカルBC（プログ
ラマブル・タイマ３６）とを比較してST２の有
効性を調べる。もしその差が許容範囲内になけれ
ば、ユーザＡはステツプ１２ＡでVAULTにST
２の再送要求を送つた後、ステツプ７Ａに戻り、
再び待ち状態に入る。 ステツプ１１ＡでST２が認証された場合に
は、ステツプ１３Ａに進んで、BL４に含まれて
いるＣ１とユーザＡのメモに保管されているＣ１
とが等しいか否かが調べられる。等しくなけれ
ば、ステツプ１５Ａから始まるエラー処理手順に
進む（後述）。 ステツプ１３Ａで両方のＣ１が等しいことが検
出されると、BL４に含まれていたＣ２がユーザ
Ａのリーガル・メモリに書込まれる（ステツプ１
４Ａ）。ユーザＢのステツプ１０Ｂ及び１１Ｂか
ら明らかなように、キーＫBによつて暗号化され
ているＣ２の内容は、キーＫAによつて暗号化さ
れているＣ１の内容と実質的に同じであるから、
あとで何らかの争いが起つた場合には、ユーザＡ
のリーガル・メモリに保管されているＣ２及びユ
ーザＢのリーガル・メモリに保管されているＣ１
を、例えば管理人の立会いのもとにVAULTのと
ころで解読すればよい。 第６Ａ図〜第６Ｅ図に示したESV手順は、ユ
ーザＡのステツプ１３Ａで不一致が検出されない
限り、ステツプ１４Ａで完了する。 ステツプ１３ＡでＣ１の不一致即ちエラーが検
出されると、ステツプ１５Ａに分岐し、Ｃ１のエ
ラー・レコードが保管される。次のステツプ１６
Ａでは、これがＣ１に関する最初のエラーか否か
が調べられる。もし最初のエラーでなければ、ス
テツプ１７Ａに進んで、Ｃ１の現エラーと前回の
エラーとが比較される。もし両エラーが等しくな
ければ、ステツプ１８Ａにおいて、ユーザＡは
VAULTへのメツセージＢＣ２の再送を直接ユ
ーザＢに要求する。最初のエラーの場合も同様で
ある。 ステツプ１７Ａで両エラーが等しいことがわか
るとステツプ１９Ａに進み、VAULTが故障して
いることをVAULTに知らせる。次のステツプ２
０Ａでは、VAULTに起因するエラーが生じたこ
とをユーザＢに知らせる。 第７図は、ユーザＡ（送信者）、ユーザＢ（受
信者）及びVAULTの間での種々のメツセージ交
換及びエラー状態を示したものである。第７図の
システムに生じ得るエラー状態及び対応するエラ
ー回復手順を下記の表に示す。
【表】
最初の４つのエラー状態は、メツセージ中の認
証子BCとローカルBCとの差が許容範囲内になか
つたときに生じる。それらのエラー回復手順Ｅ１
〜Ｅ４はメツセージの再送要求である。認証子
BCを与える２進クロツク装置が誤動作している
か、又は誰かが偽のメツセージを送信した場合
に、このようなエラー状態が生じる。 ユーザＡのステツプ１３Ａで検出されるＣ１不
一致エラーは、通信システム又はVAULTにおけ
る一時エラー及び固定エラーの何れかである。Ｃ
１不一致エラーが最初に生じたとき、又は前のＣ
１不一致エラーとは異なるＣ１不一致エラーが生
じたときには、ユーザＡ及びＢ間の何処かで一時
エラーが生じたものと仮定され、ユーザＡからユ
ーザＢにＣ２の再送要求が出される。ユーザＢは
VAULT（Ｖ）にＣ２を再送する。異なつた一時
エラーが続いた場合には、システムに問題がある
ものと考えられるから、ハードウエア及びソフト
ウエアの検査が必要になろう。このような検査は
本発明とは無関係であるから、詳細については省
略する。 同じＣ１不一致エラーが続いて生じた場合に
は、VAULTに故障があると考えられるので、そ
のエラー状態をVAULT及びユーザＢに知らせる
必要がある。システムの動作は、ユーザＡのステ
ツプ２０Ａのところで終了する。 本発明においては、Ｃ１におけるエラーを分析
して訂正することは必らずしも必要ではないが、
無効メツセージが挿入されたか否かを知るという
点で、認証検査は不可欠である。 本発明の理解を助けるため、次にVAULTにお
けるタイミング・シーケンスの詳細をリストの形
で掲げておく。なお、ステツプ番号の添字「Ｖ」
は省略してある。 VAULTのタイミング・シーケンス ステツプ番号 １ 状況条件マルチプレクサ４０の入力線０を検
査： 入力線０＝“０”、待機 入力線０＝“１”、ステツプ２へ ２ メツセージをメツセージ・メモリ３０に書込
む： 2.1 アドレス発生器２６をリセツト 2.2 データ・ワードをメツセージ・メモリ３
０に書込む。 2.3 アドレス発生器２６を増分 2.4 状況条件マルチプレクサ４０の入力線１
を検査： 入力線１＝“０”、ステツプ2.2へ 入力線１＝“１”、ステツプ３へ ３ （メツセージ分類方法は、メツセージ・プロ
トコルの設計によつて異なる。例えば、再送要
求を指定する特別の前置文字が使用される場合
には、メツセージ・メモリ３０から最初の文字
を読出して、それが再送要求用の前置文字であ
るか否かを調べればよい。再送要求であればス
テツプ１８に進み、さもなければステツプ４に
進む。） ４ ＫXを生成： 4.1 レジスタＲ１からDESユニツト２２のキ
ー・ポートへキーＫ〓を読出す 4.2 メツセージ・メモリ３０の最初の記憶位
置に書込まれているアドレスＸを主母線及び
マルチプレクサ２３を介してDESユニツト
２２の入力データ・ポートへ読出す 4.3 DESユニツト２２を暗号化モードにセツ
トして暗号化 4.4 暗号結果（ＫX）をレジスタＲ２に書込む ５ CYを解読： 5.1 アドレス発生器２６を１にセツト 5.2 レジスタＲ２にあるＫXをDESユニツト２
２のキー・ポートに読出す 5.3 DESユニツト２２を解読モードにセツト 5.4 メツセージ・メモリ３０にあるCYをDES
ユニツト２２の入力データ・ポートに読出す 5.5 暗号解読 5.6 解読結果をメツセージ・メモリ３０に書
込む （必要であれば、CY全体を解読するまで、ス
テツプ5.4、5.5及び5.6を繰返す。） （注：CYの写しは保管されている。） ６ CYを認証できるか？： 6.1 ブロツクBLXのBCフイールドをメツセー
ジ・メモリ３０から比較器２０の左側入力に
読出す （比較器２０の右側入力には、２進クロツク
（BC）３４の値が供給されている。） 6.2 状況条件マルチプレクサ４０の入力線２
を検査： 入力線２＝“１”、ステツプ７へ 入力線２＝“０”、ステツプ19へ ７ ユーザＸは受信者か？： 7.1 メツセージ・メモリ３０の最初の記憶位
置にあるアドレスＸを比較器２０の左側入力
に読出す 7.2 メツセージ・メモリ３０にあるBLX中の
受信者のアドレスＢを比較器２０の右側入力
に読出す 7.3 状況条件マルチプレクサ４０の入力線２
を検査： 入力線２＝“０”、ステツプ８へ 入力線２＝“１”、ステツプ13へ ８ ブロツクBL２を作成： 8.1 BLX中のデータＤ、２進クロツク（BC）
３４の現在値BC２、暗号ブロツクＣ１及び
アドレス情報Ａ／Ｂを連結 （BL２はメツセージ・メモリ３０で組立てら
れ、その間、写しメモリ２８は一時メモリと
して使用される。） ９ ＫBを生成： 9.1 レジスタＲ１にあるＫ〓をDESユニツト
２２のキー・ポートに読出す 9.2 メツセージ・メモリ３０にあるBLX中の
受信者のアドレスＢをDESユニツト２２の
入力データ・ポートに読出す 9.3 DESユニツト２２を暗合化モードにセツ
ト 9.4 暗号化 9.5 暗号結果（ＫB）をレジスタＲ２に書込む 10 ステツプ・コードST１を生成： 10.1 レジスタＲ２にあるＫBをDESユニツト
２２のキー・ポートに読出す 10.2 主母線をDESユニツト２２の入力デー
タ・ポートにリンクするようにマルチプレク
サ２３をセツト 10.3 DESユニツト２２を暗号化モードにセツ
ト 10.4 BL２の８バイトを入力データ・ポート
にロード 10.5 暗号化 10.6 暗号化されたデータの７バイトをDESユ
ニツト２２の出力データ・ポートから写しメ
モリ２８中のST１用のスペースに書込む 10.7 暗号化されたデータの８番目のバイトを
レジスタＲ３にロード 10.8 レジスタＲ３をDES入力データ・ポート
にリンクするようにマルチプレクサ２３をセ
ツト 10.9 レジスタＲ３にあるデータ・バイトを
DES入力データ・ポートに読出す 10.10 主母線をDES入力データ・ポートにリ
ンクするようにマルチプレクサ２３をセツト 10.11 メツセージ・メモリ３０にあるBL２の
次の７バイトをDES入力データ・ポートに
読出す （BL２全体がステツプ・コードST１へ暗号
化されるまで、ステツプ10.5〜10.11を繰返
す。） 11 ST１の写しを保管： 11.1 写しメモリ２８中のST１用のスペース
への書込みを禁止 12 ST１をユーザＢに送信： 12.1 写しメモリ２８にあるST１の写しを主
母線に読出して、データ通信ネツトワークの
方へ送出す （VAULTの制御メモリ４２に記憶されてい
る制御シーケンスが適切なデータ通信プロト
コルを定める。） 12.2 ステツプ１に戻る 13 ブロツクBL４を生成： 13.1 ２進クロツク（BC）３４の現在値BC
４、並びに暗号ブロツクＣ１及びＣ２を連結 （BL４はメツセージ・メモリ３０で組立てら
れる。） 14 ＫAを生成： 14.1 レジスタＲ１にあるＫ〓をDESキー・ポ
ートに読出す 14.2 メツセージ・メモリ３０にあるBLX（ユ
ーザＢからのBL３）中の送信者アドレスＡ
をDES入力データ・ポートに読出す 14.3 DESユニツト２２を暗号化モードにセツ
ト 14.4 暗号化 14.5 暗号結果（ＫA）をレジスタＲ２に書込む 15 ST２を生成： （ＫAを用いてBL４が暗合化され且つ写しメモ
リ２８中のST２用のスペースが使用される点
を除くと、ステツプ10.1〜10.11と同じ。） 16 ST２の写しを保管： 16.1 写しメモリ２８におけるST２用のスペ
ースへの書込みを禁止 17 ST２をユーザＡに送信： 17.1 写しメモリ２８にあるST２の写しを主
母線に読出して、データ通信ネツトワークの
方へ送出す （制御メモリ４２に記憶されている制御シー
ケンスが通信プロトコルを制御する。） 17.2 ステツプ１に戻る 18 ステツプ・コード（ST１又はST２）を再
送： 18.1 再送要求メツセージに含まれる要求者の
アドレスＸを検査： Ｘ＝Ａ、ユーザＡにST２を再送 Ｘ＝Ｂ、ユーザＢにST１を再送 （メツセージ・メモリ３０には、前に受信し
たアドレス情報Ａ／Ｂが他の情報と共に保管
されているから、その一方例えばＡを比較器
２０への第１入力として使用してもよい。そ
の場合、第２入力にはＸが供給されるので、
状況条件マルチプレクサ４０の入力線２は、
Ｘ＝Ａ（一致）のときに“１”になり、Ｘ＝
Ｂ（不一致）のときに“０”になる。従つて
入力線２の値に応じて、ST１又はST２を要
求者であるユーザＢ又はユーザＡに再送する
ようにすればよい。） 18.2 ステツプ１に戻る 19 ユーザＸにＸCYの再送を要求： 19.1 確立されたメツセージ・プロトコルに従
つてユーザＸに再送要求を送る 19.2 ステツプ１に戻る。 以上のように、本発明に従えば、送信者及び受
信者の両方に対して送受信メツセージの有効性が
各々確実に保証されるので、例えば長距離通信機
構を用いて取引きを実時間的に完了させることが
できる。従来は、取引きを完全に終らせるには、
電子郵便（フアクシミリ）などを使用するか、又
は取引きに関与する人々が実際に集まる必要があ
つた。 本発明に従う署名検証システムを組込めば、各
ユーザによつて電子的に署名された情報が互いに
相手のユーザに送られるので、十分な信頼性をも
つて、通信ネツトワークを介して種々の契約書を
電子的に取り交したり、フアンド・トランスフア
や大量の商品注文などを行なつたりすることがで
きる。署名情報の有効性は各ユーザから独立した
検証ユニツト（VAULT）によつて保証され、し
かも暗号で保護されているので、その信頼性は極
めて高く、また悪意の情報変更があつてもそれを
直ちに検出することができる。
証子BCとローカルBCとの差が許容範囲内になか
つたときに生じる。それらのエラー回復手順Ｅ１
〜Ｅ４はメツセージの再送要求である。認証子
BCを与える２進クロツク装置が誤動作している
か、又は誰かが偽のメツセージを送信した場合
に、このようなエラー状態が生じる。 ユーザＡのステツプ１３Ａで検出されるＣ１不
一致エラーは、通信システム又はVAULTにおけ
る一時エラー及び固定エラーの何れかである。Ｃ
１不一致エラーが最初に生じたとき、又は前のＣ
１不一致エラーとは異なるＣ１不一致エラーが生
じたときには、ユーザＡ及びＢ間の何処かで一時
エラーが生じたものと仮定され、ユーザＡからユ
ーザＢにＣ２の再送要求が出される。ユーザＢは
VAULT（Ｖ）にＣ２を再送する。異なつた一時
エラーが続いた場合には、システムに問題がある
ものと考えられるから、ハードウエア及びソフト
ウエアの検査が必要になろう。このような検査は
本発明とは無関係であるから、詳細については省
略する。 同じＣ１不一致エラーが続いて生じた場合に
は、VAULTに故障があると考えられるので、そ
のエラー状態をVAULT及びユーザＢに知らせる
必要がある。システムの動作は、ユーザＡのステ
ツプ２０Ａのところで終了する。 本発明においては、Ｃ１におけるエラーを分析
して訂正することは必らずしも必要ではないが、
無効メツセージが挿入されたか否かを知るという
点で、認証検査は不可欠である。 本発明の理解を助けるため、次にVAULTにお
けるタイミング・シーケンスの詳細をリストの形
で掲げておく。なお、ステツプ番号の添字「Ｖ」
は省略してある。 VAULTのタイミング・シーケンス ステツプ番号 １ 状況条件マルチプレクサ４０の入力線０を検
査： 入力線０＝“０”、待機 入力線０＝“１”、ステツプ２へ ２ メツセージをメツセージ・メモリ３０に書込
む： 2.1 アドレス発生器２６をリセツト 2.2 データ・ワードをメツセージ・メモリ３
０に書込む。 2.3 アドレス発生器２６を増分 2.4 状況条件マルチプレクサ４０の入力線１
を検査： 入力線１＝“０”、ステツプ2.2へ 入力線１＝“１”、ステツプ３へ ３ （メツセージ分類方法は、メツセージ・プロ
トコルの設計によつて異なる。例えば、再送要
求を指定する特別の前置文字が使用される場合
には、メツセージ・メモリ３０から最初の文字
を読出して、それが再送要求用の前置文字であ
るか否かを調べればよい。再送要求であればス
テツプ１８に進み、さもなければステツプ４に
進む。） ４ ＫXを生成： 4.1 レジスタＲ１からDESユニツト２２のキ
ー・ポートへキーＫ〓を読出す 4.2 メツセージ・メモリ３０の最初の記憶位
置に書込まれているアドレスＸを主母線及び
マルチプレクサ２３を介してDESユニツト
２２の入力データ・ポートへ読出す 4.3 DESユニツト２２を暗号化モードにセツ
トして暗号化 4.4 暗号結果（ＫX）をレジスタＲ２に書込む ５ CYを解読： 5.1 アドレス発生器２６を１にセツト 5.2 レジスタＲ２にあるＫXをDESユニツト２
２のキー・ポートに読出す 5.3 DESユニツト２２を解読モードにセツト 5.4 メツセージ・メモリ３０にあるCYをDES
ユニツト２２の入力データ・ポートに読出す 5.5 暗号解読 5.6 解読結果をメツセージ・メモリ３０に書
込む （必要であれば、CY全体を解読するまで、ス
テツプ5.4、5.5及び5.6を繰返す。） （注：CYの写しは保管されている。） ６ CYを認証できるか？： 6.1 ブロツクBLXのBCフイールドをメツセー
ジ・メモリ３０から比較器２０の左側入力に
読出す （比較器２０の右側入力には、２進クロツク
（BC）３４の値が供給されている。） 6.2 状況条件マルチプレクサ４０の入力線２
を検査： 入力線２＝“１”、ステツプ７へ 入力線２＝“０”、ステツプ19へ ７ ユーザＸは受信者か？： 7.1 メツセージ・メモリ３０の最初の記憶位
置にあるアドレスＸを比較器２０の左側入力
に読出す 7.2 メツセージ・メモリ３０にあるBLX中の
受信者のアドレスＢを比較器２０の右側入力
に読出す 7.3 状況条件マルチプレクサ４０の入力線２
を検査： 入力線２＝“０”、ステツプ８へ 入力線２＝“１”、ステツプ13へ ８ ブロツクBL２を作成： 8.1 BLX中のデータＤ、２進クロツク（BC）
３４の現在値BC２、暗号ブロツクＣ１及び
アドレス情報Ａ／Ｂを連結 （BL２はメツセージ・メモリ３０で組立てら
れ、その間、写しメモリ２８は一時メモリと
して使用される。） ９ ＫBを生成： 9.1 レジスタＲ１にあるＫ〓をDESユニツト
２２のキー・ポートに読出す 9.2 メツセージ・メモリ３０にあるBLX中の
受信者のアドレスＢをDESユニツト２２の
入力データ・ポートに読出す 9.3 DESユニツト２２を暗合化モードにセツ
ト 9.4 暗号化 9.5 暗号結果（ＫB）をレジスタＲ２に書込む 10 ステツプ・コードST１を生成： 10.1 レジスタＲ２にあるＫBをDESユニツト
２２のキー・ポートに読出す 10.2 主母線をDESユニツト２２の入力デー
タ・ポートにリンクするようにマルチプレク
サ２３をセツト 10.3 DESユニツト２２を暗号化モードにセツ
ト 10.4 BL２の８バイトを入力データ・ポート
にロード 10.5 暗号化 10.6 暗号化されたデータの７バイトをDESユ
ニツト２２の出力データ・ポートから写しメ
モリ２８中のST１用のスペースに書込む 10.7 暗号化されたデータの８番目のバイトを
レジスタＲ３にロード 10.8 レジスタＲ３をDES入力データ・ポート
にリンクするようにマルチプレクサ２３をセ
ツト 10.9 レジスタＲ３にあるデータ・バイトを
DES入力データ・ポートに読出す 10.10 主母線をDES入力データ・ポートにリ
ンクするようにマルチプレクサ２３をセツト 10.11 メツセージ・メモリ３０にあるBL２の
次の７バイトをDES入力データ・ポートに
読出す （BL２全体がステツプ・コードST１へ暗号
化されるまで、ステツプ10.5〜10.11を繰返
す。） 11 ST１の写しを保管： 11.1 写しメモリ２８中のST１用のスペース
への書込みを禁止 12 ST１をユーザＢに送信： 12.1 写しメモリ２８にあるST１の写しを主
母線に読出して、データ通信ネツトワークの
方へ送出す （VAULTの制御メモリ４２に記憶されてい
る制御シーケンスが適切なデータ通信プロト
コルを定める。） 12.2 ステツプ１に戻る 13 ブロツクBL４を生成： 13.1 ２進クロツク（BC）３４の現在値BC
４、並びに暗号ブロツクＣ１及びＣ２を連結 （BL４はメツセージ・メモリ３０で組立てら
れる。） 14 ＫAを生成： 14.1 レジスタＲ１にあるＫ〓をDESキー・ポ
ートに読出す 14.2 メツセージ・メモリ３０にあるBLX（ユ
ーザＢからのBL３）中の送信者アドレスＡ
をDES入力データ・ポートに読出す 14.3 DESユニツト２２を暗号化モードにセツ
ト 14.4 暗号化 14.5 暗号結果（ＫA）をレジスタＲ２に書込む 15 ST２を生成： （ＫAを用いてBL４が暗合化され且つ写しメモ
リ２８中のST２用のスペースが使用される点
を除くと、ステツプ10.1〜10.11と同じ。） 16 ST２の写しを保管： 16.1 写しメモリ２８におけるST２用のスペ
ースへの書込みを禁止 17 ST２をユーザＡに送信： 17.1 写しメモリ２８にあるST２の写しを主
母線に読出して、データ通信ネツトワークの
方へ送出す （制御メモリ４２に記憶されている制御シー
ケンスが通信プロトコルを制御する。） 17.2 ステツプ１に戻る 18 ステツプ・コード（ST１又はST２）を再
送： 18.1 再送要求メツセージに含まれる要求者の
アドレスＸを検査： Ｘ＝Ａ、ユーザＡにST２を再送 Ｘ＝Ｂ、ユーザＢにST１を再送 （メツセージ・メモリ３０には、前に受信し
たアドレス情報Ａ／Ｂが他の情報と共に保管
されているから、その一方例えばＡを比較器
２０への第１入力として使用してもよい。そ
の場合、第２入力にはＸが供給されるので、
状況条件マルチプレクサ４０の入力線２は、
Ｘ＝Ａ（一致）のときに“１”になり、Ｘ＝
Ｂ（不一致）のときに“０”になる。従つて
入力線２の値に応じて、ST１又はST２を要
求者であるユーザＢ又はユーザＡに再送する
ようにすればよい。） 18.2 ステツプ１に戻る 19 ユーザＸにＸCYの再送を要求： 19.1 確立されたメツセージ・プロトコルに従
つてユーザＸに再送要求を送る 19.2 ステツプ１に戻る。 以上のように、本発明に従えば、送信者及び受
信者の両方に対して送受信メツセージの有効性が
各々確実に保証されるので、例えば長距離通信機
構を用いて取引きを実時間的に完了させることが
できる。従来は、取引きを完全に終らせるには、
電子郵便（フアクシミリ）などを使用するか、又
は取引きに関与する人々が実際に集まる必要があ
つた。 本発明に従う署名検証システムを組込めば、各
ユーザによつて電子的に署名された情報が互いに
相手のユーザに送られるので、十分な信頼性をも
つて、通信ネツトワークを介して種々の契約書を
電子的に取り交したり、フアンド・トランスフア
や大量の商品注文などを行なつたりすることがで
きる。署名情報の有効性は各ユーザから独立した
検証ユニツト（VAULT）によつて保証され、し
かも暗号で保護されているので、その信頼性は極
めて高く、また悪意の情報変更があつてもそれを
直ちに検出することができる。
第１−１図は本発明に従う電子式署名検証シス
テムを組込んだ通信ネツトワークの概略を示すブ
ロツク図、第１−２図は本発明に従う電子式署名
検証システムの動作の流れを示すブロツク図、第
２図はVAULTの構成を示すブロツク図、第３図
はユーザ端末の一例を示すブロツク図、第４図は
VAULT制御装置３２の構成を示すブロツク図、
第５図は暗号ユニツト２４の構成を示すブロツク
図、第６図は第６Ａ図乃至第６Ｅ図のつながりを
示すブロツク図、第６Ａ図乃至第６Ｅ図はユーザ
Ａ及びＢ並びにVAULTの動作とそれらの間の通
信の様子とを示す流れ図、第７図は第６Ａ図乃至
第６Ｅ図を簡略化してシステムの形で示すブロツ
ク図、第８図はステツプ・コーデイングの様子を
示すブロツク図である。
テムを組込んだ通信ネツトワークの概略を示すブ
ロツク図、第１−２図は本発明に従う電子式署名
検証システムの動作の流れを示すブロツク図、第
２図はVAULTの構成を示すブロツク図、第３図
はユーザ端末の一例を示すブロツク図、第４図は
VAULT制御装置３２の構成を示すブロツク図、
第５図は暗号ユニツト２４の構成を示すブロツク
図、第６図は第６Ａ図乃至第６Ｅ図のつながりを
示すブロツク図、第６Ａ図乃至第６Ｅ図はユーザ
Ａ及びＢ並びにVAULTの動作とそれらの間の通
信の様子とを示す流れ図、第７図は第６Ａ図乃至
第６Ｅ図を簡略化してシステムの形で示すブロツ
ク図、第８図はステツプ・コーデイングの様子を
示すブロツク図である。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 １ 各々個有のユーザ・キーが割当てられている
複数のユーザと、検証ユニツトとを含み、 各ユーサは、自身に割当てられているユーザ・
キーを用いてメツセージを暗号化し且つ上記検証
ユニツトからの暗号ブロツクを解読する暗号ユニ
ツトと、該暗号ユニツトの解読出力に含まれる他
のユーザからの暗号ブロツクを署名情報として記
憶するメモリとを備え、上記暗号ユニツトでの暗
号化により生成した暗号ブロツクを上記検証ユニ
ツトへ送信し、 上記検証ユニツトは、受信した暗号ブロツクを
含むメツセージを相手側ユーザのユーザ・キーで
暗号化して新たな暗号ブロツクを生成する暗号ユ
ニツトと、該暗号ユニツトで使用するユーザ・キ
ーを保持する手段とを備え、上記新たな暗号ブロ
ツクを上記相手側ユーザに送信することを特徴と
する電子式署名検証システム。
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US06/165,455 US4326098A (en) | 1980-07-02 | 1980-07-02 | High security system for electronic signature verification |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
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