JPS63274242A - 暗号化通信システム - Google Patents

暗号化通信システム

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JPS63274242A
JPS63274242A JP63032989A JP3298988A JPS63274242A JP S63274242 A JPS63274242 A JP S63274242A JP 63032989 A JP63032989 A JP 63032989A JP 3298988 A JP3298988 A JP 3298988A JP S63274242 A JPS63274242 A JP S63274242A
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    • G07F7/08—Mechanisms actuated by objects other than coins to free or to actuate vending, hiring, coin or paper currency dispensing or refunding apparatus by coded identity card or credit card or other personal identification means
    • G07F7/10—Mechanisms actuated by objects other than coins to free or to actuate vending, hiring, coin or paper currency dispensing or refunding apparatus by coded identity card or credit card or other personal identification means together with a coded signal, e.g. in the form of personal identification information, like personal identification number [PIN] or biometric data
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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。

Description

【発明の詳細な説明】 Ａ、産業上の利用分野 本発明は、暗号キーを用いた通信に関し、更に具体的に
は、第１のノード・セット及び第２のノード・セットの
相互間でメツセージの送受信を行ない、各セットの各ノ
ードが当該セットにおいて一意的なノード識別コードを
持つようにされた通信ネットワークにおいて暗号化キー
を用いてメツセージをコード化する方法に関する。本発
明は、いくつかのデータ処理センターのうちの任意のも
のと通信することができる多数のユーザ端末を含むネッ
トワークに特に有用である。
Ｂ、従来の技術 ＰｏＳシステムの電子式金銭振替で生じる１つの問題は
端末と銀行のホスト・データ処理センターとの間で安全
な通信を確保するためのキーの利用である。このような
場合は、データ暗号化標準（ＤＥＳ）のデータ暗号化ア
ルゴリズム（ＤＥＡ）のような対称的暗号化方式を用い
、多数の暗号化キ一対の管理の問題を軽減するために公
開キ一方式を利用するのが望ましい。
電子式金銭振替（ＥＦＴ）は取引きの確認時に客とサー
ビス提供者の口座の借り方及び貸し方に直接記入するシ
ステムである。口座は銀行又はクレジット・カード会社
の中央処理システムに置かれ、このシステムには、小売
業者又はサービス提供者のデータ処理装置の専用ネット
ワークが接続される。従って、取引きには現金又は小切
手の処理は不要である。
ＰＯＳは会計機械又はレジを直接データ処理システムに
接続するようにした小売業者のデータ処理システムであ
る。その時の取引きの明細は在庫管理や、そこで保持し
ている客の勘定書の更新。
あるいは小売業者の商売の動向の監視などに用いられる
。ＰｏＳ端末はＥＦＴ端末に必要な機能を含むことがで
き、また小売業者のデータ処理システムだけでなくＥＦ
Ｔネットワークに接続することもできる。
簡単な適用業務では各銀行又はクレジット・カード会社
が自己のネットワークを持ち、銀行の利用者がクレジッ
ト・カードを持って、そのネットワークだけでクレジッ
ト・カードを使用する。
ヨーロッパ特許公開公報第３２１９３号（ＩＢＭ）は、
各利用者及び小売業者が暗号キ一番号（小売業者のキー
Ｋｒ及び利用者のキーＫｐ）を持ち、これらのキーを利
用者の口座番号及び小売業者の営業番号と共にホスト中
央処理ユニット（ＣＰＵ）のデータ・メモリに記憶する
ようにしたシステムを示している。小売業者のキー及び
利用者のキーは小売業者の取引き処理端末とホストＣＰ
Ｕとの間で送られるデータの暗号化に用いられる。明ら
かなように、ホストＣＰＵに識別番号と暗号化キーを記
憶している利用者あるいは顧客のみがこのシステムを利
用できる。利用者の数が増えると、対応するキー及び識
別番号を調べるのに時間がかかり、オンラインの取引き
処理として許容しがたい状況が生じる。
上述のシステムはホストＣＰＵがすべての利用者のキー
情報を知っていなければならない単一ドメイン（定義域
）ネットワークを構成しており、また、個人の識別番号
（Ｐ　Ｉ　Ｎ）を用いていない。
使用者識別の検証はホストで行なわれ、ＰＩＮがないた
め、カードの不正使用を阻止できない。
ヨーロッパ特許公開公報第１８１２９号（モトローラ）
は通信路でのデータの安全保護を与えるための方法を示
している。利用者又は端末の識別コードと共に１次暗号
キーを用いることによってダイヤル呼出し通信ネットワ
ークのプライバシーと安全保護を与えている。ＣＰＵに
は、有効な識別コードと１次暗号コードとの対のリスト
が保管され、ＣＰＵに送られる識別コード及び暗号キー
の対は記憶されたコード対と比較される。比較の一致が
なければＣＰＵは端末から送られたコード化データを受
付けない。ネットワークを介して送られるすべてのデー
タは使用者又は端末のキーを用いた不正アクセスを防止
するために暗号化される。
このシステムも、ホストＣＰＵがすべての端末キー又は
使用者キーを知っていなければならない単一ドメインの
ネットワークを構成している。この特許は複数ホストの
システムについて言及しておらず、また交換の問題につ
いても論じていない。
多数のカード発行組織（銀行、クレジット・カード会社
など）及び多数の小売業者組織が電話交換局のような交
換ノードを介して接続されるＥＦＴシステムでは様々な
安全保護の問題が生じる。
ＰＣＴ国際公開公報ＷＯ３１１０２６５５号（アービン
・センドロー）は入力端末でＰＩＮを複数回暗号化する
ようにした複数ホスト・複数利用者のシステムを示して
いる。取引きを検証し正当性を確認するのに必要なデー
タはホスト・コンピュータに送られ、ホスト・コンピュ
ータは取引きデータを非暗号化（解読）し検証するのに
必要なデータ（暗号化されたＰＩＮを含む）を記憶デー
タ・ベースからアクセスする。各端末には秘密の端末マ
スク・キーを保管する必要がある。これらのマスター・
キーのリストはホスト・コンピュータでも保管される。
端末マスク・キーが管理されておらず、従ってカード発
行組織のホスト・コンピュータが端末キーを知らないよ
うな複雑なシステムでは、各カード発行組織のホスト・
コンピュータで端末キーの保管をすることは非常に困難
な仕事となる。
ヨ・−ロッパ特許公開公報第５５５８０号（ハネウェル
・インフォーメーション・システムズ）は入力地点の端
末でＰＩＮの検証を行なうことにより、ネットワークを
通じてＰＩＮ情報を伝送する必要性をなくす方法を示し
ている。これは、各使用者に、銀行識別番号（ＢＩＮ）
、使用者の口座番号（ＡＣＣＮ）及びＰＩＮオフセット
番号を磁気ストライプにコード化したカードを交付する
ことによって行なわれる。ＰＩＮオフセットはＰＩＮ、
ＢＩＮ及びＡＣＣＮから計算される。使用者は端末に付
いているキーボードでＰＩＮを入力する。端末はカード
からＰＩＮオフセット、ＢＩＮ及びＡＣＣＮも読取る。
端末は使用者が入力したＰＩＮ、ＢＩＮ及びＡＣＣＮか
らＰＩＮオフセットを再計算する。もし再計算したＰＩ
Ｎオフセットがカードから読取ったＰＩＮオフセットと
同じであれば、ＰＩＮの検証が得られたものとする。
この方式は、システムが検証に関与していないという点
で、また、ＰＩＮ、ＢＩＮ及びＡＣＣＮからＰＩＮオフ
セットを計算するということを知っていれば、その検証
過程の知識を持った者は誰でも有効なＰＩＮを持ったカ
ードを偽造可能であるという点で問題がある。
各ドメインがデータ・プロセッサを含み、そして暗号に
よる安全保護を用いた通信を行なう複数ドメイン通信ネ
ットワークでは、ドメイン間キーを設定する必要がある
。ドメイン間キーを発生し使用する通信安全保護システ
ムは米国特許第４２２７２５３号（ＩＢＭ）に示されて
いる。
ＰＯＳ及びＥＦＴの組合せ機能を有するＥＦＴＰＯＳシ
ステムでは、小売業者の端末（ノード）は交換データ・
ネットワークを介して複数の異なった銀行のホスト・デ
ータ処理システム（ノード）に接続される。交換ネット
ワークは中間プロセッサ（ノード）を含み、各端末及び
各ホスト・プロセッサは関連する中間プロセッサを介し
てネットワークにアクセスする。最終使用者（エンド・
ユーザ）ノードと、関連する中間ノードとの間には暗号
キーの管理の問題があるが、これに対する対策は比較的
室てやすい。
エンド・ポイント即ち最終的に通信を行なう通信パーテ
ィ間で安全に通信するためにはエンド・ポイント間でキ
ーを有する必要があるが、このキーは両者にとって一意
的でなければならない、即ち、ＥＦＴＰＯ８ではエンド
・ポイント間キーは端末（一方のエンド・ポイント・ノ
ード）と銀行のホスト・プロセッサ（他方のエンド・ポ
イント・ノード）との間で一意的でなければならない。
しかしＥＦＴＰＯＳシステムでは、各端末と各ホスト・
プロセッサとの間で別々のキー関係を持つことは、この
ような関係が非常に多数生じるため（各端末には各ホス
ト毎に１つのキー、各ホストには各端末毎に１つのキー
）、実際的でない。
Ｃ０発明が解決しようとする問題点 本発明は複雑且つ面倒なキー管理構成を用いることなく
エンド・ポイント間で安全な通信を行なうことができる
ようにすることである。
本発明によれば、たとえ中間ノードを介して伝送しても
、中間ノードでメツセージの秘密のデータ・フィールド
の内容を引出すことはできない。
これは、特に、ＥＦＴＰＯＳシステムにおける個人識別
番号（ＰＩＮ）の保護に有用である。
Ｄ０問題点を解決するための手段 本発明は、複数のノード（例えば、端末）を含む第１の
ノード・セット及び複数のノード（例えばホスト・プロ
セッサ）を含む第２のノード・セットを含み、各セット
のノードの各々が当該セットにおいて一意的に定められ
たノード識別情報を持つようにされたネットワークにお
いて第１のノード、セットと第２のノード・セットとの
間で暗号化通信を行なうものである。第１のノード・セ
ットの各ノード（例えば各端末）には、この第１のノー
ド・セットに共通なキー（ＴＢＫ）と、当該ノードのノ
ード識別情報（Ｔ　Ｉ　Ｄ）を第２のノード・セットに
共通なキー（ＨＢＫ）で暗号化した情報（Ｅ　　　　Ｔ
ＩＤ）とが記憶される。送信ＢＫ メツセージの暗号化は発信ノードと宛先ノードとの間で
一意性を有する特別のメツセージ暗号化キー（ＭＥＫ）
によって行なわれる。メツセージ暗号化キー（ＭＥＫ）
は、記憶している暗号化情報（Ｅ　　　　ＴＩＤ）と、
第２のノード・セットのＨＢＫ 宛先ノードのノード識別情報（ＨＩＤ）を上記共通なキ
ー（ＴＢＫ）で暗号化した情報 （Ｅ　　　　ＨＩＤ）とから発生される。例えば、ＨＢ
Ｋ これらの暗号化情報の排他的ＯＲ処理によってメツセー
ジ暗号化キー（ＭＥＫ）が発生される。送信メツセージ
は、このように得られたメツセージ暗号化キー（ＭＥＫ
）で暗号化され、当該ノード（発信ノード）のノード識
別情報（ＴＩＤ）と共に第２のノード・セットの宛先ノ
ードに送られる。
第２のノード・セットの各ノード（例えば各ホスト・プ
ロセッサ）には、この第２のノード・セットに共通なキ
ー（ＨＢＫ）と、当該ノードのノード識別情報（ＨＩ　
Ｄ）を第１のノード・セットに共通なキー（ＴＢＫ）で
暗号化した情報（ＥＴＢＫＨより）とが記憶される。ま
た各ノードは、記憶している暗号化情報（Ｅ　　　　Ｈ
ＩＤ）ＨＢＫ と、第１のノード・セットの発信ノードから受取ったノ
ード識別情報（Ｔ　Ｉ　Ｄ）を上記共通なキー（ＨＢＫ
）で暗号化した情報（Ｅ　　　　ＴＩＤ）ＨＢＫ とからメツセージ暗号化キー（ＭＥＫ）を発生する。例
えば、第１のノード・セットのノードと同じように排他
的ＯＲ処理をする。そして１発生したメツセージ暗号化
キー（ＭＥＫ）を用いて受信暗号化メツセージを解読す
る。
Ｅ、実施例 第１図は複数の銀行ホスト・プロセッサ１２を直接に又
は関連のネットワーク制御装置を介して接続するネット
ワーク（ＳＤＮ）１０を示している。ＥＦＴＰＯ８端末
１４は直接にネットワーク・ノード１６に接続されるか
、又はストア制御装置１８を介してネットワーク・ノー
ドに接続される。
５ＤＮＩＯは、万のオーダを超えうる数の端末のうちの
任意のものと、百合を超えうる銀行ホスト・プロセッサ
との間に通信を確立するのに必要な経路指定機能を制御
する多数の中間プロセッサを含む。
端末は日毎にシステムに追加されたり取り除かれたりす
るから、すべてのホスト・プロセッサで各端末毎に別々
のキーを持つのはこの意味でも実際でない。
本発明の良好な実施例では、各端末は簡単には内部構造
を調べたり内部のデータに対して不正にアクセスするこ
とができないようになっている、不正操作・侵入に対し
て耐性のある構造の安全保護モジュールを含む。
次に、先ず本発明の詳細な説明する。エンド・ポイント
をクラス１及びクラス２のパーティに類別する、例えば
、ＥＦＴＰＯＳシステムでは端末をクラス１、銀行ホス
トをクラス２のエンド・ポイントとする。
各クラス毎に１つずつ、２つの秘密の基本キーを発生し
これを保管する。この基本キーは端末のものはＴＢＫで
、銀行ホストのものはＨＢＫで示される。
また、各エンド・ポイントには、一意的な非秘密の識別
情報コードを割当てる。この値は端末に対してはＴＩＤ
で、銀行ホストに対してはＨＩＤで示される。この値は
クラス内では一意的でなければならないが、各クラス内
では同じ番号付けを用いることができる。即ち、ＴＩＤ
＝１の端末及びＨＩＤ＝１のホストがあったとしてもか
まわない。
各端末の安全保護モジュールには次の２つの値が安全に
ロードされる。
一端末に対する基本キーの値（ＴＢＫ）−そのＴＩＤを
他方のクラスの基本キーで暗号化した値（Ｅ　　　　Ｔ
ＩＤで表わされる）ＨＢＫ Ｔ　Ｉ　Ｄ＝Ｔ　Ｉ　Ｄ　１の端末の安全保護モジュー
ルにはＴＩＤＩの値をロードする。
各銀行ホストの安全保護モジュールには次の２つの値が
安全にロードされる。
一銀行ホストに対する基本キーの値（ＨＢＫ）−そのＨ
ＩＤを他方のクラスの基本キーで暗号化した値（Ｅ　　
　　ＨＩＤで表わされる）ＨＢＫ Ｔ　Ｉ　Ｄ＝Ｔ　Ｉ　Ｄ　１の端末とＨＩＤ＝ＨＩＤ１
のホストとの間で用いるためのエンド・ポイント間キー
即ちメツセージ暗号化キーＭＥＫを発生するためには、
端末では次のステップが必要である７−必要なホストの
ＨＩＤを端末の基本キー（ＴＢＫ）で暗号化する。発生
される値は ＥＴＢＫＨより１で表わされる。
一発生された値（Ｅ　　　　ＨＩＤＩ）と、ローＢＫ ドされたＥＨＢＫＴより１の値との排他的ＯＲをとる（
ビット毎のモジュロ２加算） −キーの値＝Ｅ　　　　ＨＩＤＩ　（＋）ＨＢＫ ＥＨＢＫＴＩＤｌを暗号化のために、即ち、エンド・ポ
イント間キーＭＥＫとして使用する。
これらの値はＴＩＤＩの端末とＭＩＤＩのホストしか発
生できないから、このキーの値はＴＩＤｌとＨＩＤＩの
対に対して一意的である。キーの値が他の対にとっても
有効になることが起こりうるが、予測することはできな
い。
メツセージは葎うパーティのＴＩＤ及びＨＩＤの値を平
文で含む必要がある。これはキーの公開要素として働く
。
メツセージを受取るホストは、伝送されたメツセージに
基いて１発信側パーティがＴＩＤＩであることを判断し
１次の手順によって暗号キーの値を計算することができ
る。
−ＴＩＤＩの値をホストの基本キーで暗号化する。この
値はＥ　　　　ＴＩＤＩで表わされる。
ＨＢＫ −発生された値と、ロードされた値 Ｅ　　　　ＨＩＤＩとの排他的ＯＲをとる（ビットＢＫ 毎のモジュロ２加算） 一キーの値：＝Ｅ　　　　ＴＩＤＩ　（＋）ＨＢＫ ＥＴＢＫＨより１を暗号化のために、即ち、エンド・ポ
イント間キーＭＥＫとして用いる。
キーを発生するのに用いられる値（ＫＢＴ、ＫＢＨｌＥ
　　　　ＴＩＤなど）はエンド・ポイントＢＫ に安全に記憶される必要があり、またエンド・ポイント
の安全保護モジュールに安全に供給される必要がある。
次に、多数の゛′端末″エンド・ポイント及び多数の“
最終宛先″エンド・ポイントがあるような複数ノード・
ネットワークにおける実施に関連して本発明を説明する
。
第２図はネットワークの概要を示し、第３図は端末から
ホストへ送信する場合のネットワークの機能構成図を示
している。第２図において端末２０はｎ個のノード２１
〜２３を介して最終宛先のホスト２４に接続されている
。
取引きを行なう前に端末（クラス１）及びホスト（クラ
ス２）のためのキーが発生される。端末基本キーＴＢＫ
はこのネットワークに接続されたすべての端末に記憶さ
れ、ホスト基本キーＨＢ　Ｋはこのネットワークに接続
されたすべてのホスト・プロセッサに記憶される。
各端末は端末識別番号ＴＩＤをホスト基本キーＨＢＫで
暗号化することによって形成される一意的な端末キーＥ
　　　　ＴＩＤを有する。これも端ＢＫ 末に記憶される。端末は更に、端末とネットワーク内の
隣接ノードとの間の直接伝送路に関するリンク・キーＬ
Ｋを有する。同様に夫々のノードは端末、隣接するノー
ド、隣接するホストとの間の伝送路に対するリンク・キ
ーを有する。
第３図において、端末基本キーＴＢＫ及び暗号化された
端末キーＥ　　　　ＴＩＤは端末２０の記）（ＢＫ 憶部３０に記憶される。これらのキーは重要であるから
、先に述べた安全保護モジュールとして構成したメモリ
に記憶するのが望ましい。破線のブロック３２は安全保
護モジュールを示している。
リンク・キーＬＫも安全保護モジュールに記憶するのが
好ましい。更に記憶部３０には、ホスト識別番号ＨＩＤ
及び端末識別番号ＴＩＤも記憶されるが、これは非秘密
性のものである。
各ホストの記憶部４８には、ホスト基本キーＨＢＫ、及
びホスト識別番号ＨＩＤを端末基本キーＴＢＫで暗号化
することによって得られる一意的なホスト・キーＥ　　
　　ＨＩＤが安全保護モジュＢＫ −ル５０に記憶される。同様に、リンク・キーＬＫも安
全保護モジュール５０に記憶されるのが好ましい。端末
及びホストの処理部３４．５２も安全保護モジュール構
成にするのが好ましい。
次に、メツセージの伝送を開始するために端末によって
行なわれる機能を一連のステップとして説明する。
ステップ１：メツセージに含まれるべきデータの集まり
を用意する。これは、金 銭振替要求情報の中の個人識別番 号（ＰＩＮ）、個人口座番号（Ｐ ＡＮ）及び取引き金額のような項 目並びに宛先情報を含む。メツセ ージはフォーマット化され、暗号 化による保護を必要とするデータ・ フィールドが指定される。使用者 のＰＡＮ及び最終宛先識別情報部 ちホスト識別番号ＨＩ　Ｄは通常カ ードなどの磁気ストライプのデー タから入られる。
ステップ２：端末基本キーＴＢＫを用いた暗号化に備え
てＨＩＤをフォーマット 化する。
ステップ３：キーＴＢＫを用いてＨＩＤを暗号化する。
結果はＥ　　　　ＨＩＤで ＴＢＫ 表わされる。これは、第３図にお いて、カードなどから記憶部３０ に入られたＨＩＤをデータ・レジ スタ３６に入れ、ＴＢＫをキー・ レジスタ３８に読出し、暗号処理 部４０においてＨＩＤをＴＢＫで 暗号化することによって行なわれ る。Ｅ　　　　ＨＩＤは非暗号化 ＴＢＫ （解読）さ九ることはないから、 安全性を保証できるものであれば、 対称性をもたないような任意の暗 号化手法で暗号化できる。
ステップ４ニステツプ３の出力及び記憶部３０の一意的
端末キーＥ　　　　ＴＩＤ ＢＫ を第３図のＥＸ−ＯＲブロック４ ２に与え、これらの排他的ＯＲ （ビット毎のモジュロ２加算）を 行なう。得られる結果はＭＥＫ＝ Ｅ　　　　ＨＩＤ（＋） ＴＢＫ Ｅ　ＨＢ　Ｋ　Ｔ　Ｉ　Ｄで表わされ、一意的なエンド
・ポイント間キー即ち メツセージ暗号化キーとなる。排 他的ＯＲに代えて、ＤＥＳ暗号化 アルゴリズムのような暗号化手法 を適用することもできる。
ステップ５ニステツプ４の出力ＭＥＫをキーとして用い
て、ステップ１でフォー マット化した重要な情報（Ｐ　Ｉ　Ｎ、ＰＡＮなど）を
好ましくはＤＥＳ 暗号化アルゴリズムで暗号化する。
これは、フォーマット化したメツ セージをデータ・レジスタ３６に 入れ、ＥＸ−ＯＲブロック４２の 出力ＭＥＫをキー・レジスタ３８ に入れて暗号化することによって 得られる。
もし通信が、中間ノードを用いずに端末と最終宛先との
間で直接行なわれる場合は、更に処理することなく、ス
テップ５の出力を送信データの一部として送ることがで
きる。送信データには、平文の端末識別情報ＴＩＥ）も
含められる。従って、暗号化処理したメツセージを（Ｅ
　　　メツセーＥＫ ジ）で表わせば（Ｅ　　　メツセージ）＋ＴＩＤＭＥＫ が送信部４４を経て送信される。なお、メツセージの暗
号化は重要なデータ・フィールドだけで十分である。
ステップ６：中間ノードを経由して送信する場合は、瞬
接するノード２１へ伝送 するために、ノード２１のリンク・ キーＬＫを用いて上記の送信デー タをり、、ＥＳ暗号化アルゴリズムに より暗号化する。ノード２１のリ ンク・キーをＬＫｌとすれば、結 果はＥ　　　　（（Ｅ　　　　メッセ ＬＫＩ　　　　ＭＥＫ −ジ）＋ＴＩＤ）となる。これは、 先に暗号化したメツセージ （Ｅ　　　メツセージ）とＴＩＤ ＭＥＫ との組合せをデータ・レジスタ３ ６に入れ、リンク・キーＬＫ（こ の場合はＬＫＩ）をキー・レジス タ３８に入れて暗号化することに よって行なうことができる。暗号 化メツセージとＩＤを個別にリン ク・キーで暗号化し、ＥＬＫｌ （Ｅ　　　メツセージ）＋ ＭＥＫ Ｅ　　　　ＴＩＤの形にすることも ＬＫｌ できる、暗号化した送信データは 次に通常の端末−ノード間のプロ トコルを用い伝送される。
ノード２１においては、次のステップが行なオ〕れる。
ステップ７：メツセージ・データを受信し、リンク・キ
ーＬＫＩを用いてＤＥＳ 非暗号化（解読）アルゴリズムに より非暗号化する。
ステップ８：次のノード２２のリンク・キーＬＫ２を用
いてＤＥＳ暗号暗号化ア ルダムによりステップ６と同様に 再暗号化する。
伝送チェーンの各ノードでは、ステップ７及びステップ
８を繰返す。
ホスト即ち最終宛先では次のステップが行なわれる。
ステップ９：直前のノード２３のリンク・キーＬＫｎで
暗号化されている、受信 部４６で受信したデータをＤＥＳ 非暗号化機能により解読して端末 識別番号ＴＩＤを取出し、これを ホスト基本キーＨＢＫで暗号化す る。これは、受信データをデータ・ レジスタ５４に入れ、リンク・キ ーＬＫ（この場合はＬＫｎ）をキー・ レジスタ５６に入れて非暗号化処 理し、得られた平文のＴＩＤを再 びデータ・レジスタ５４に入れ、 ホスト基本キーＨＢＫをキー・レ ジスタ５６に入れて暗号化するこ とによって行なわれる。これによ り、Ｅ　　　　ＴＩＤが得られる。
ＭＥＫ ステップ１０ニステツプ１０の出力 Ｅ　　　　ＴＩＤ及び記憶部４８の ＫＢ Ｅ　　　　ＨＩＤをステップ４と同 ＢＫ じ処理（この場合はＥＸ−ＯＲブ ロック６０による排他的ＯＲ処理） の入力として用い、一意的なエン ド・ポイント間キー即ちメツセー ジ暗号化キーＭＥＫ＝ Ｅ　　　　ＴＩＤ（＋） ＫＢ Ｅ　　　　ＨＩＤを得る。
ＭＥＫ ステップ１１ニステツプｌＯの出力ＭＥＫをキーとして
用いて暗号化メツセージ （Ｅ　　　メツセージ）をＤＥＳ ＭＥＫ 非暗号化し、メツセージの重要情 報を取出す。なお、ステップ６で 暗号化メツセージとＴＩＤを個別 に暗号化するようにした場合は、 ステップ１１の前にリンク・キー ＬＫｎを用いてＥＬＫｎ （Ｅ　　　メツセージ）をＤＥＳ ＭＥＫ 非暗号化する必要がある。
この時点で、端末で発生されたメツセージがホストにわ
かることになり、保護されていたデータに従って取引き
が処理される。
この実施例によれば、重要情報は中間ノードでは引出す
ことができず、端末と最終宛先のホストで平文で得られ
るだけである。ホストから端末に送られるメツセージに
ついては逆のプロセスが用いられる。この場合は勿論第
３図の送信部４４及び受信部４６は夫々受信部、送信部
として機能する。
Ｆ０発明の効果 各ノード・セットに共通の基本キーを設定し、この基本
キーと個々のノードの識別情報との組合せを用いてメツ
セージ暗号化キーを発生する本発明によれば、少ないキ
ー情報で極めて安全性の高い暗号化通信を行なうことが
できる。送信側及び受信側の両方の基本キーが漏れなけ
れば、メツセージ暗号化キーをつくることは先ず不可能
である。
また、メツセージ暗号化キーはエンド・ポイントのノー
ドでなければ発生できないから、中間ノードなどの途中
で解読することはできない。
【図面の簡単な説明】
第１図はＥＦＴＰＯＳネットワークを例示した図である
。 第２図は中間ノードを含むシステム構成を例示した図で
ある。 第３図は本発明の機能構成図である。 出願人　　インターナショナル・ビジネス・マシーンズ
・コーポレーション 代理人　　弁理士　　山　　本　　仁　　朗（外１名）

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 夫々複数のノードを含む第１及び第２のノード・セット
    を含み、各セットのノードの各々が当該セットにおいて
    一意的に定められたノード識別情報を持つようにされた
    ネットワークにおいて上記第１のノード・セットと上記
    第２のノード・セットとの間で暗号化通信を行なうため
    のシステムであって、 上記第１のノード・セットの各ノードは、 上記第１のノード・セットに共通なキー（ＴＢＫ）と、
    当該ノードのノード識別情報（ＴＩＤ）を上記第２のノ
    ード・セットに共通なキー（ＨＢＫ）で暗号化した情報
    とを記憶する手段と、この暗号化情報と、上記第２のノ
    ード・セットの宛先ノードのノード識別情報（ＨＩＤ）
    を上記共通なキー（ＴＢＫ）で暗号化した情報とからメ
    ッセージ暗号化キー（ＭＥＫ）を発生するための手段と
    、 上記メッセージ暗号化キー（ＭＥＫ）で暗号化したメッ
    セージと当該ノードのノード識別情報（ＴＩＤ）とを上
    記第２のノード・セットの宛先ノードへ伝送するための
    手段とを有し、 上記第２のノード・セットの各ノードは、 上記第２のノード・セットに共通なキー（ＨＢＫ）と、
    当該ノードのノード識別情報（ＨＩＤ）を上記第１のノ
    ード・セットに共通なキー（ＴＢＫ）で暗号化した情報
    とを記憶する手段と、この暗号化情報と、上記第１のノ
    ード・セットの発信ノードから受取ったノード識別情報
    （ＴＩＤ）を上記共通なキー（ＨＢＫ）で暗号化した情
    報とから、受信した暗号化メッセージを解読するための
    上記メッセージ暗号化キー（ＭＥＫ）を発生するための
    手段とを有することを特徴とする暗号化通信システム。
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