JPS638786A - ネットワークシステム - Google Patents

ネットワークシステム

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JPS638786A
JPS638786A JP62110906A JP11090687A JPS638786A JP S638786 A JPS638786 A JP S638786A JP 62110906 A JP62110906 A JP 62110906A JP 11090687 A JP11090687 A JP 11090687A JP S638786 A JPS638786 A JP S638786A
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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 本発明は一般に機密保護情報処理システムに関し、さら
に具体的には、情報が暗号手法によって保護される、多
数の端末を備えた電子式振替決済または販売時点情報管
理（ＥＦＴ／ＰＯ３）ネットワークの形の情報処理シス
テムに関するものである。本発明は特にそのようなシス
テムのための暗号キー初期設定手法に関するもので、キ
ーを管理するためのキー分配センター（ＫＤＣ）が必要
である。ＫＤＣは公開キー（ＰＫｋｄｃ）と秘密キー（
ＳＫｋｄｃ　）を有し公開キーはシステム内の各端末に
設けられている。本発明による手順では、ＫＤＣで端末
キーまたはユーザ・キーを初期設定する初期設定手順を
実行する人間を各端末ごとに指定することが必要である
。配達人によるキーの輸送および分配は不要になる。
Ｂ、従来技術 通信ネットワーク等の制御されない、場合によっては敵
性の環境を介して情報を安全に送らなければならないと
きは、暗号方式が必要となる。これらの方式を使用する
には、暗号変数、すなわち、暗号キーを用いたシステム
・ノードの初期設定が必要である。初期設定手順は、物
理的機密保護が不十分な場所にある多数の、場合によっ
ては数十刃台もの端末を備えたネットワークにとって必
要である。そのようなネットワークの代表例は、月間金
融機関および小売企業が使用しているような最近の電子
式振替決済（ＥＦＴ）ネットワークおよび販売時点情報
管理（ＰＯ５）ネットワークである。
通常は、暗号キーでシステムを初期設定するため、機密
保護要員を置く。データ暗号化アルゴリズム（ＤＥＡ）
等の対称アルゴリズムを用いる場合は、信頼の置ける職
員が秘密キーを扱わねばならない。リベスト（Ｒｉｖｅ
ｓｔ　）、シャミール（Ｓｈａｍｉｒ　）、アドレマン
（Ａｄｌｅｍａｎ　）のアルゴリズム（Ｒ５Ａ）等の非
対称アルゴリズムを使用する場合も、信頼の置ける職員
が秘密キーでシステムを初期設定してもよいが、この場
合は分配すべき公開キーのみが必要となる可能性がある
。（非対称アルゴリズムは公開キー・アルゴリズム（Ｐ
ＫＡ）とも呼ばれる。）後者の手法では、必要とされる
秘密キーおよびそれに対応する公開キーは、内部でノー
ドによって生成される。秘密キーは記憶されるが、公開
キーは、端末と通信する適当なノードにそれを分配でき
るように表示される。
（さもない場合は、にせの秘密キーに対応するにせの公
開キーを確認ノードが受諾する可能性があるので、保全
性のあるチャネルが必要である。）ネットワーク内の端
末の数が増加するに従って、ある種のスケール・メリッ
トが働いて、機密保護要員（たとえば、配達員）を置い
てキーを分配する全体的コストが減ると期待されるかも
知れない。
しかし、現在の見通しはまったく逆であり、配達員によ
るキー分配のコストは少なくとも端末の数に比例し、恐
らくはそれ以上に増大するものと予想される。ますます
多くのノードが特定の地域内に配置されるにつれて、そ
のような配達員がサービスするサイト間の移動距離が減
ることは事実であるが、これらのサイトに対する配達員
の訪問の日程計画と調整に関する作業の増大が、この予
想される利益を相殺して余りあるものであることは疑い
ないであろう。もう１つの大きな問題は、大規模ネット
ワークと結合する小規模ネットワーク、または、幾つか
の小規模ネットワークを統合して１つの大規模ネットワ
ークにすることに伴うものである。問題は、大規模ネッ
トワークと結合する小規模ネットワークが、キー分配が
その小規模ネットワークのみに限定されないことに気づ
くことである。ネットワーク全体にキーを分配すること
が必要となるかもしれない。
キーを分配するた、力の初期の手法、すなわち、配達員
による秘密キーの分配は、当技術では周知である。ＰＫ
アルゴリズムを用いてキー分配を処理するための最初の
提案の１つは、単に通信を望んでいる一対の装置が通信
チャネルを介して公開キーを交換することであった。し
かし、この手法は、敵が自分の公開キーをネットワーク
内の別の相手に送るだけで、真正ノードをよそおうこと
が可能であったので、保全性に欠けていた。また、敵が
交換された公開キーを傍受して、自分の公開キーを当該
の装置に送ることにより、通信に入ろうとしている２台
の装置に対して積極的な攻撃をかけることもできた。こ
うすれば、敵がある装置から別の装置へのすべての通信
を傍受し、暗号解読し、読み、再度暗号化することが可
能になるはずであった。
公開キーを分配するためのもう１つの提案は、公開キー
をキー分配センターに登録することであった。特定の相
手と通信したい者は先ずＫＤＣと連絡を取ってその相手
側の公開キーのコピーを得る。
保全性を実現するため、ＫＤＣは、公開キーと、このキ
ーが属する装置またはユーザのＩＤを含む短いメツセー
ジを作成し、ＫＤＣの秘密キーを用いてメツセージを暗
号解読することによりこのメツセージに「署名」する。
ＫＤＣの公開キーは、予めシステム内の各ノードまたは
装置に分配され、次にその公開キーを使って、受は取っ
た署名を公開キーで暗号化することにより、ＫＤＣから
受は取った公開キーおよび署名を含むメツセージを妥当
性検査することができる。こうして、各ユーザまたは装
置の公開キーを分配するための保全性のある経路がもた
らされた。しかし、登録中のキーの保全性に関する問題
が残る。初期登録処理は単に、［これは私のキーです、
登録して下さい」というある種のメツセージで、公開キ
ーをＫＤＣに伝えるだけのこともあり得たので、敵は他
の誰かの名前で公開キーを偽って登録することができた
。
ラカル＝ミルゴ（Ｒａｃａｌ−Ｍｉ　Ｉｇｏ　）はＲＫ
アルプリズムによりキー分配の方法を実現した。ラカル
＝ミルゴは、詐偽が可能なことを知って、詐偽防止手順
を実現した。この手順は、各当事者が電話をかけ合って
、公開キーにもとづいて計算した確認情報を比較し、そ
れぞれの公開キーを確認するというものであった。要す
るに、通信したいと考えている２人の当事者が、それぞ
れ公開キー／秘密キ一対を生成し、次に、通信チャネル
を介してその公開キーを交換する。公開キーを受は取る
と、各当事者は公開キーの規定された関数を計算する。
次に、各当事者は電話で互いに連絡を取り、計算値を交
換する。計算値を元の当事者が確認する。
正しい値が伝えられた場合は、各当事者は正しい公開キ
ーを受は取ったことになる。この手順は、「テレコミュ
ニケーション」 （Ｔｅｌｅｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ　）の１９８４
年１２月号に公表されたＣ、Ｒ，アブルスカート（Ａｂ
ｂｒｕｓｃａｔｏ　）の「公開キーの機密保護（Ｐｕｂ
ｌｉｃ　Ｋｅｙ　５ｅｃｕｒｉｔｙ）　Ｊと題する論文
に記載されている。この詐偽防御策の弱点は、電話チャ
ネル自体が保全性を有するか、または通話者が互いの肉
声を認識しなければならないことである。
ベル研究所（Ｂｅ１ｌ　Ｔｅ１ｅｐｈｏｎｅ　Ｌａｂｏ
ｒａｔｏｒｉｅｓ　）は、ラカル＝ミルゴの手法より前
に、詐偽防止のたのの同様な手法を記載している。ベル
の手法は、公開キーを検査するために、キー検証情報を
計算し、それを電話回線を介して肉声で伝える代りに、
起点ノードに郵送する。それ以外の点では、同じ考え方
である。この手順は、１９７９年１１月２７日から２９
日にワシントンで開催された米国電気通信会議のＮＴＣ
会議記録（ＮＴＣＣｏｎｆｅｒｅｎｃｅＲｅｃｏｒｄ　
）に所載のフランクＨ，マイヤーズ（Ｆｒａｎｋ　Ｈ，
Ｍｙｅｒｓ　）の［データ・リンク暗号化システム（Ｄ
ａｔａ　Ｌｉｎｋ　Ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ　Ｓｙｓｔｅ
ｍ　）　Ｊと題する論文に記載されている。この詐偽防
御策も、郵便物を扱う郵便制度が保全性を有することが
必要であり、さもなければ、詐偽防止検査で再びだまさ
れる可能性がある。
最近の論文で、カールＨ，メイヤ（Ｃａｒｌ　Ｈ。
Ｍｅｙｅｒ　）とスチーブンＭ、マティヤス（Ｓｔｅｐ
ｈｅｎＭ、　Ｍａｔｙａｓ　）は、キーの導入／分配方
法について記載している。Ｓ　Ｅ　ＣＵ　ＲＩ　ＣＯＭ
紀要８６（１９８６年）に所載の「多数の端末を備えた
ＥＦＴ／ＰＯＳネットワークにおける暗号変数の導入お
よび分配（Ｉｎ５ｔａｌｌａｔｉｏｎ　ａｎｄ　Ｄｉｓ
ｔｒｉｂｕｔｉｏｎ　ｏｆＣｒｙｐｔｏ８ｒａｐｈｉｃ
　Ｖａｒｉａｂｌｅｓ　　ｉｎ　　ａｎ　　ＥＦＴ／Ｐ
Ｏ３Ｎｅｔｗｏｒｋ　　ｗｉｔｈ　　ａ　　Ｌａｒｇｅ
　　Ｎｕｍｂｅｒ　　ｏｆ　　Ｔｅｒｍｉｎａｌｓ　）
Ｊを参照のこと。この手法は、信頼されるノード、たと
えば、キー分配センター（ＫＤＣ）に秘密端末キーを導
入することが必要である。次に端末は、その導入された
キーと一緒にその最終宛先に輸送される。秘密の初期端
末キーは、機密保護ハードウェア設計によって定義され
た変更防止モジュール（ＴＲＭ）によって輸送（初期キ
ー分配）中保護される。このモジュールは、最高度のキ
ー保護をもたらすと思われる。この手順は、使用する暗
号アルゴリズムが対称的なもの（たとえば、データ暗号
化アルゴリズム（ＤＥＡ）　）でも、非対称的なもの（
たとえば、リベスト、シャミール、アドレマンのフルプ
リズム（ＦＬＳＡ））でも、複雑さと安全性が同じであ
る。
もう１つの手法は、個人識別番号（ＰｒＮ）の分配に使
用される手順と同様に、キー郵送係によって初期秘密端
末キーを分配できるものである。この初期キー分配のた
めの手法は、費用が安く、信頼されるノードでの端末初
期設定が必要ではないものの、ＴＲＭ設計を攻撃するよ
りも郵便物を横取りする方が秘密情報を得やすいので、
安全性が低い。
数十刃台の端末装置を備えたネットワークが現われよう
とするすう勢のもとでは、費用効果が大きく、実用的で
安全な暗号キーの分配のための手法が求められており、
暗号システムの設計者の課題となっている。各システム
・ノードで秘密の暗号キーが必要なことは、より重要な
機密保護要件の１つ、すなわち、ネットワーク・ノード
間でメツセージが変化せずに伝送されることを保証しな
ければならないという要件により実証される。この要件
が満たされた場合、メツセージは保全性を有すると言わ
れる。このことを実現するには、暗号エラー検出コード
の導入が必要である。そのようなコードは、メツセージ
および秘密量の関数にして、メツセージに微小な変化が
加えられてもコードに対応する変化が生じるようにしな
ければならない。このコードを生成する際に秘密量が必
要なのは、そのような秘密キーの所有者だけが有効な量
を生成することができるようにするためである。
（使用される暗号概念は、メツセージの保全性の検査、
ならびに、システム・ノード、暗号キー、システム・ユ
ーザ等の他のエンティティの保全性と真正の確認に適用
される。）したがって、メツセージの保全性検査を行な
わなければならないという要件があるため、すべてのシ
ステム・ノードに秘密キーを導入することが必要となる
。
大規模ネットワークに伴うもう１つの問題は、ネットワ
ークの入口点装置の物理的安全性が低い環境で、メツセ
ージの十分な機密保護、保全性ならびに秘密保持をどの
ように実現するかである。
スーパーマーケットに導入された安価なＰＯ８端末はそ
の適切な例である。そのような環境では、キーを端末に
記憶することは賢明でない。そうすれば、万一キーが危
険にさらされた場合、１台の端末の機密保護だけでなく
ネットワーク全体の機密保護が危険にさらされることに
なる。またそのようなキーが危険にさらされても、前に
伝送され、傍受されたデータを敵が暗号解読することが
できなければ、好都合である。
非常に多数のノードを備えたネットワークで配達員によ
ってキーを分配する場合に、費用およびその他の関連す
る問題が生じると予想されるため、従来の配達員による
方法よりもすぐれ、一層安価で、同程度に安全なキー分
配方法を見つけようとする関心が高まってきた。
本発明のさらに詳しい背景として、公開キー・アルゴリ
ズムに関する議論について知るには、ヘルマン（Ｈｅｌ
　１ｍａｎ　）等に対する米国特許第４２００７７０号
、ヘルマン等に対する第４２１８５８２号およびリベス
ト（Ｒｉｖｅｓｔ　）等に対する第４４０５８２９号を
参照すればよい。マティヤス（Ｍａｔｙａｓ　）等に対
する米国特許第４２０６３１５号も興味深い。この特許
は、第４欄の６２行目から第６欄の１７行目に、メツセ
ージおよび署名の生成を記憶している。エールサム（Ｅ
ｈｒｓａｍ　）等に対する米国特許第４３８６２３４号
は、第５欄の２６行目から４２行目に、統合機密保護装
置を備えた端末を記載している。この装置は、ジョン・
ウィリー＆サンズ社（Ｊｏｈｎ　Ｗｉｌｅｙ　＆　５ｏ
ｎｓ　）発行（１９８２年）の「暗号：コンピュータ・
データの機密保護における新しい次元（Ｃｒｙｐｔｏｇ
ｒａｐｈｙ：Ａ　Ｎｅｗ　Ｄｉｍｅｎｓｉｏｎ　ｉｎ　
Ｃｏｍｐｕｔｅｒ　Ｄａｔａ　５ｅｃｕｒｉｔｙ）、、
ページ２２２〜２２６に、メイヤおよびマテイヤスが記
載している暗号機構である。エールサム等に対する米国
特許第４２３８８５３号は、暗号キーを生成する処理の
一部として上位データ機密保護装置（すなわち、暗号機
構）が使用できる乱数を生成するための手順を、第９図
に図示し、本文の第２０欄の４９行目から第６８行目お
よび第２１欄の１行目から９行目に記載している。同じ
特許の第４欄の５４行目から６８行目および第５欄の１
行目から５１行目には、上位データ機密保護装置および
キー生成処理についての記載がある。
Ｃ１発明が解決しようとする問題点 したがって、本発明の目的は、暗号変数を輸送する配達
員を必要とせずに、情報処理システム内の多数のノード
を機密保護および保全性を保ちながら暗号変数を初期設
定することである。
Ｄ１問題点を解決するための手段 端末の初期設定は、端末初期設定者と呼ばれる指定され
た代理人が行なう。どんな場合でも、端末初期設定者と
は、端末初期設定手順の各ステップを実ゼする責任を負
う人のことを言う。この手順は、端末に１つまたは複数
の暗号変数を生成させて、それを指定されたキー分配セ
ンター（ＫＤＣ）に登録させるステップと、どんな問題
が起こってもそれを直ちにＫＤＣに報告するステップか
ら成る。一般に、端末初期設定者は、端末ユーザ、端末
所有者、管理者、現場機密保護担当者等、端末が物理的
に設置されている場所にある組織の従業員である。第三
者のキー分配センターを使用する場合は、その場所で選
任されたＫＤＣの代理人を端末初期設定者にしてもよい
。端末初期設定者は、公開キーであれ私用キーであれ、
キーを輸送することに対しても、また秘密キーを暗号装
置に直接人力して導入することに対しても、責任を負わ
ない。したがって、端末初期設定者は配達員ではなく、
配達員の役割を果たさない。
公開キー・アルゴリズムを用いた本発明の一実施例によ
れば、ネットワーク内の各端末は、必要とされる暗号操
作をサポートするために必要な暗号機能を実行するハー
ドウェアおよびソフトウェア構成要素から成る暗号機構
（ＣＦ）を備える。
これらの機能のサブセットは、本発明の端末初期設定手
順をサポートする。端末初期設定手順の機密保護を含む
暗号の全体的機密保・護は、記憶されたキーおよびプロ
グラムや関連するサポート・ソフトウェアを含めＣＦが
保全性を備えているという仮定に立脚しており、このＣ
Ｆの保全性は、設計、およびユーザが設けたその他の物
理的機密保護手段によって保証される。本発明による端
末初期設定手順に先立って、ＫＤＣは１対の公開キーと
秘密キー（ＰＫｋｄｃ、５Ｋｋｄｃ）を生成する。これ
らのキーは公開キー・アルゴリズムで働く。一意的な非
秘密端末識別子（ＴｒＤ）およびキー分配センターの公
開キー（ＰＫｋｄｃ）が、端末のＣＦ内に導入されてい
るものと仮定される。
公開キーは、たとえば、端末の製造工程の一部としてマ
イクロコード内に導入することができる。
別法では、公開キーを中心地で導入し、公開キーとＴＪ
Ｄが導入された端末を一最終宛先に発送することもでき
る。あるいは、公開キーを端末初期設定者が導入する、
すなわち、端末が設置された後で現場で導入することも
できる。
前述のように、初期設定すべき各端末に対して、ＫＤＣ
は、その装置で必要な端末初期設定手順を実行する責任
を負う端末初期設定者を選定する。
各端末初期設定者には、端末初期設定子ノ項の概略を示
す一組の命令が出される。この手順の機密保護は、端末
初期設定者が出された命令を守り、これらの命令に従わ
ないと、敵がキーをキー分配センターに登録できること
になるかも知れ′ないということを理解しているという
仮定に立脚している。
ＫＤＣはまた、端末初期設定者に通常数日間の間隔を置
いた２つの満期日を指定する。この期間内に、端末初期
設定手順内の所定のステップを完了しなければならない
。この千Ｊ＠の機密保護は、この手順の各ステップが割
当てられた所定の時間内に実行できるように、満期日よ
りも十分前に端末初期設定者が２つの満期日の通知と端
末初期設定命令を受は取るという仮定に立脚している。
本発明の端末初期設定手順によれば、ＴＩＤが無効にな
っておらず、かつそのＴＩＤに対して他の暗号変数がす
でに登録されていないことを条件として、最初の満期日
より前に、指定されたＴＴＤのもとて暗号変数をＫＤＣ
に一時登録することができる。本明細書で開示される特
定の実施例では、登録された暗号変数は公開キーであり
、したがって、この処理は「公開キー登録」と呼ばれる
。
公開キーが特定のＴＩＤのもとですでに登録されている
場合、同じＴＩＤのもとで異なる公開キーを登録しよう
と試みると、そのＴＴＤは無効になる。最初の満期日の
後、ＫＤＣでそのＴＩＤに対する「公開キー登録」処理
が使用禁止になる。
第２の満期日以前は、ＫＤＣは、要求者のＩＤの「証明
」なしにＩＭＤを無効にすることを許す。
この処理は、ｒｌＤの証明を伴わないＩＤ無効化りと呼
ばれる。第２の満期日以降は、そのＴＩＤに対するｒＴ
Ｄの証明を伴わないＩＤ無効化」処理は使用禁止になり
、一時登録状況が永久登録状況に変わるものとみなされ
る。
第２の満期日の後、ＫＤＣは、要求者が識別されかつ証
明され、そのＴＩＤを無効にするための要求者の許可が
確認された後でのみ、ＴＩＤを無効にすることを許す。
この処理はｒｌＤの証明を伴うＩＤ無効化」と呼ばれる
。
第２の満期日以降、ＴＩＤが有効であり、公開キーがそ
のＴｒＤに対して登録されていることを条件として、Ｋ
ＤＣは要求に応じてとのＴＩＤに対してもＰＫ証明を発
行する。ＰＫ証明は、ＴＩＤ、公開キー、証明書満期日
、その他のデータ、およびＫＤＣの秘密キーを用いて前
記のデータ上に生成されたデジタル署名から成る。署名
を計算するための推奨される１つの方法は、強力な片方
向暗号関数を用いて、まずメツセージの中間値または中
間関数を計算することである。この中間値を、次に秘密
キー５Ｋｋｄｃを用いて暗号化すると、署名が生成され
る。米国特許第４２０６３１５号は、たとえば、メツセ
ージ自体の代りにメツセージの片方向関数にもとづいて
署名を計算する署名手法を記載している。米国特許第４
４０５８２９号は、いわゆるＲ３Ａ公開キー・アルゴリ
ズムによる暗号化および暗号解読の方法を記載している
。ＴＩＤが無効であるか、または公開キーが登録されて
いない場合は、当該の応答メツセージが作成され、この
応答メツセージにもとづいてＫＤＣの秘密キーを用いて
ディジタル署名が計算され、メツセージおよび署名が要
求端末に戻される。
通常の操作条件のもとでは、端末初期設定手順は以下の
ように行なわれる。最初の満期日より充分前に、使用可
能なキー生成手順を用いて公開キーと秘密キーの対を端
末で生成する。端末のＴＩＤと公開キーを含む公開キー
登録要求メツセージをＫｌ”）Ｃに送る。通常の条件で
は、この処理を妨害する敵はおらず、したがって、公開
キーは指定されたＴＩＤのもとてまだ登録されない。し
たがって、ＫＤＣは、指定されたＴＩＤのもとで公開キ
ーを登録し、ＴＴＤと公開キーを含む当該の応答メツセ
ージを作成し、この応答メツセージにもとづいて、前述
の方法でＫＤＣの秘密キーを用いてディジタル署名を計
算し、メツセージおよび署名を要求端末に戻す。受は取
ったメツセージを確認した後、要求装置は、指定された
ＴＩＤのもとて所望の公開キーがＫＤＣに一時登録され
たことを端末初期設定者に知らせる。署名を確認するた
めの手順は、署名を計算するための手順に類似している
。
署名を計算する際に使ったものと同じ、メツセージの中
間的片方向関数を、メツセージから再び計算する。次に
、ＫＤＣの公開キー（ＰＫｋｄｃ）を用いて署名を暗号
化し、メツセージの復元された片方向関数がメツセージ
の計算された片方向関数と等しいかどうか比較する。比
較の結果一致した場合は、そのメツセージと署名は受は
入れられ、そうでない場合、すなわち、比較の結果不一
致の場合は、そのメツセージと署名は拒絶される。
プロトコルは次に遅延を要求する。ここで一時登録され
た公開キーが本物であること、すなわち、それが正式の
権限をもつ選定された端末初期設定者の手によるもので
あることをＫＤＣが確認できるように、端末初期設定者
は第２の満了時間の経過を待たねばならない。第２の満
了時間の後、端末初期設定者によって開始されたＴＴＤ
を含むメツセージがＫＤＣに送られ、そのＴＩＤに対す
るｒｌＤの確認」を要求する。通常の条件下では、この
処理を妨害する敵はおらず、したがって、指定されたＴ
ＩＤは有効であり、以前に一時登録された公開キーが依
然として登録されているが、第２の時間が経過したため
、登録はこのとき永久登録とみなされる。したがって、
ＫＤＣはそのＴＩＤに対する登録されたＰＫを指定する
メツセージを作成して要求端末に戻す。秘密キーを用い
てこのメツセージに対するディジタル署名が作成され、
要求端末はこのディジタル署名を使って、導入された公
開キーを用いて前述の方法で受は取ったメツセージを確
認することができる。このことは端末初期設定手順が問
題なく完了したことを示すものであり、所望の公開キー
がＫＤＣにうまく登録されたという必要な証明をもたら
す。別法として、ＫＤＣはＰＫ証明を要求端末に戻すこ
とができる。
このことも、公開キーが登録されたことを端末に対して
証明する働きをする。
公開キーが一時的に登録された、またはＴＩＤが無効に
なっていることを示す、確認応答をＫＤＣから受は取っ
た段階では、起こり得る最悪の事態は、敵が第２の満了
時間以前にＴＩＤを無効にして、一時登録された本物の
公開キーを消去させることができることである。したが
って、実際的には「安全な」状態に到達し、したがって
、機密保護を損なわずに代替プロトコルの使用が可能で
ある。この代替プロトコルは、第２の満了時間後にＫＤ
Ｃに送られる端末初期設定者が開始したＩＤ確認を要求
するメツセージの代りに、端末ユーザが開始した同様の
メツセージを使用することができるというものである。
この代替プロトコルは、通常、Ｔ１以前に一度だけ端末
を訪れることにより、端末初期設定者が端末初期設定手
順を完了できるという利点を有する。端末ユーザは、端
末初期設定者から端末初期設定状況とＴ２の値を知らさ
れ、第２の満了時間以後にプロトコルを完了する。もち
ろん、端末初期設定者と端末ユーザが同一人物であると
きは、代替プロトコルは元のプロトコルと同じである。
蓄積交換電子メール分配システムの場合のように、ＫＤ
Ｃがメツセージを端末に送ることが好都合なネットワー
クでは、さらに別の代替プロトコルが可能である。端末
初期設定者が開始したまたは端末ユーザが開始したｒｌ
Ｄの確認」を要求するメツセージがＫＤＣに送られる第
２の満了時間の後のステップの代りに、ＫＤＣが自動的
に応答を作成して元の要求端末に送るステップを用いる
。
この応答は、この場合、要求メツセージを受は取ったと
きではなく、第２の満了時間に到達したときに応答がト
リガされる点以外は、「ＩＤの確認」要求に応じて送ら
れる応答とまったく同じである。
その他の点では、プロトコルは同じである。第２の満了
時間後の妥当な期間内に端末で応答を受は取らなかった
場合、どのプロトコルを使用するかに応じて、端末初期
設定者または端末ユーザがその旨をＫＤＣに報告する。
巳、実施例 次に図面、具体的には第２図を参照すると、キー分配セ
ンター（ＫＤＣ）１０と、２台のＥＦＴ／１〕Ｏ５端末
１２および１４ｔ！：含むＥＦＴ／ＰＯＳネットワーク
が簡略化したブロック・ダイヤグラムの形で示されてい
る。ＥＦＴ／ＰＯ３端末は、実際にはネットワーク内の
数十刃台の端末のこともある。Ｋｎ）Ｃ１０には、公開
キーＰＫｋ　ｄ　ｃと秘密キー５Ｋｋｄｃが導入されて
いる。公開キーは端末１２および１４のそれぞれにも導
入され、各端末はそれ自体の端末識別（ＴＩＤ）番号を
備えている。ＫＤＣでの公開キーと秘密キーの生成と端
末での公開キーとＴＩＤの導入は、・技術の現状の範囲
に十分大るものである。割り当てられたＴｌ＋）は、疎
らな（すなわち、可能な数の非常に大きな集合のうちか
ら無作搗にまたは任意に選択された）集合を構成するこ
とが、必要ではないものの推奨される。こうすると、通
常の「バッカー」の攻撃による妨害および破壊が減るは
ずである。
この概念は、ＴＩＤが秘密でないとしても、それが推測
しやすいことではないということである。
端末初期設定者１６および１８が、それぞれ各端末１２
および１４に割り当てられている。各端末初期設定者１
６および１８は、それぞれ−組の端末初期設定命令２０
および２２を供給される。
端末初期設定者は必ずしも自分の命令を同じ日に受は取
るのではない。これらの命令に、２つの満了時間Ｔ１と
Ｔ２を含めることができる。また、２つの満期時間を別
々に端末初期設定者に伝えることもできる。通常、Ｔ１
とＴ２は端末間で異なるが、１つの設置グループについ
ては同じであってもよい。たとえば、端末初期設定者１
６は自分に対する命令を１９８６年１月１日に受は取り
、Ｔ１として１９８６年１月１５日の夜１２時の満了時
間を指定され、Ｔ２として１９８６年１月２２日の夜１
２時の満期時間を指定される。他方、端末初期設定者１
８は、自分に対する命令ヲ１９８６年２月５日に受は取
り、Ｔ１として１９８６年２月１９日の夜１２時の満期
時間を指定され、Ｔ２として１９８６年２月２６日の夜
１２時を指定される。導入命令を受は取る日付をＴＯで
表わして、満期時間Ｔ１とＴ２に関する公開キーの登録
規則を第３図に示す。
端末初期設定手順は、選任された端末初期設定者が実行
しなければならない一連のステップから成る。端末初期
設定者は、端末初期設定手順の各ステップを責任をもっ
て実行する人物である。一般に、端末初期設定者は、端
末ユーザ、端末所有者、管理箸、または現場の機密保護
担当者等、端末が物理的に設置されている場所にある組
織の従業員である。前述のように、ＫＤＣは指定された
端末初期設定者に２つの満期日Ｔ１およびＴ２を供給す
る。第３図に示すように、これらの日付のうち最初の日
付Ｔ１は、その日までに端末初期設定手順の公開キ一部
分を完了しなければならない締切り日を表わし、第２の
日付Ｔ２は、要求されたＴＴＤに対する要求された公開
キーが一時登録されたか、または要求されたＴＩＤが無
効にされたという、確認済みの確実な通知を端末初期設
定者がＫＤＣから受は取らなかった場合に、端末初期設
定者がその間にＫＤＣにその旨を報告しなければならな
い猶予期間の満了日を定める。前述のように、端末初期
設定者は、初期設定手順と共にＴ１およびＴ２を受は取
ることもあり、また、Ｔ１とＴ２を別々に端末初期設定
者に伝えることもできる。端末初期設定命令を分配する
ため、公共郵便制度または私的な社内郵便制度を使用す
ることもできる。
次に、図面の第１Ａ図および第１Ｂ図に示す状態図を参
照しながら、端末初期設定命令について説明する。本発
明による初期設定手順の規則をグラフとして示したタイ
ミング図を示す第３図も参照しなければならないかもし
れない。
初期設定手順のステップ１では、キー分配センターから
２通の通知書を受は取っているはずだと、端末初期設定
者に指摘する。各通知には、指定された端末に対して選
任された端末初期設定者として、−組の端末初期設定命
令を指定日までに受は取るはずだと記されている。命令
には、確認通知を受は取らなかった場合に端末初期設定
者が何をなすべきかが記されている。命令には、また端
末初期設定者の氏名、装置ＩＤ、第１および第２の満了
日時など、任意選択情報も含めて幾つかの重要な情報が
含まれる。端末初期設定者は、これらの情報の妥当性を
検査しなければならない。現在の日時が最初の満期日時
を越えているが第２の満了日を越えていない場合は、ま
ず命令のＴＩＤを無効にするステップ５から始める。こ
のことは、第１Ａ図の状態図では状態１から状態２への
移行として表わされる。現在の日時が第２の満了日時を
越えている場合は、ＩＭＤを無効にするためＩＤの証明
が必要とされるステップ６から始める。
このことは、第１Ａ図で状態２から状態３への変化とし
て表わされる。これらの特別な状態については、上記に
参照したステップに関連して後でさらに詳しく説明する
。当面は、Ｔ１はまだ満了していないものと仮定する。
ステップ２で、端末初期設定者は、端末の暗号機構を用
いて端末の公開キーと秘密キーの対を生成させる。この
ステップは、「バーソナリゼーション」と呼ばれる手順
の一部であり、公開キー登録の準備段階である。
ステップ３では、第３図に示すように、現在の日時が最
初の満了時間Ｔ１よりも前であることを条件として、端
末初期設定者はキー分配センターに公開キーの登録を行
なう。そのために、端末ＩＤ（ＴＴＤ）、装置公開キー
および時変データを含むＰＫ登録要求メツセージをＫＤ
Ｃに送る。キー分配センターと連絡をつけるための１つ
の方法として、電話番号をダイアルすることができる。
端末は次に、作成されたＰＫ登録要求メツセージをＫＤ
Ｃに送る。ＫＤＣは、受は取ったＰＫ登録要求メツセー
ジに応じて、適切な応答メツセージを作成する。この応
答メツセージは、ＫＤＣの状態とＰＫ登録要求メツセー
ジの処理結果、要求された”ＭＤに対する登録または一
時登録された公開キー、要求されたＴＩＤ、ならびに要
求メツセージ中で受は取ったのと同じ時変データを反映
したものである。ＫＤＣの秘密キー５Ｋｋｄｃを用い、
さらに前述の署名を計算する手順を用いて、応答メツセ
ージにもとづいてディジタル署名が計算され、メツセー
ジと署名が要求端末に送られる。応答メツセージと署名
をＫＤＣから受は取った場合、端末はＫＤＣの公開キー
ＰＫｋｄｃを用いて前述の方法でメツセージと署名を確
認する。
公開キー登録処理で開始される措置に対して、次のよう
に幾つかの結果が可能である。（ａ）ＫＤＣと連絡をつ
けることができなかった、（ｂ）ＫＤＣから応答を受は
取らなかった、（ｃ）ＫＤＣから受は取った応答が無効
であるか、またはＫＤＣの状態を決定するには不十分で
あった、（ｄ）ＫＤＣが状態Ａにあり、ＫＤＣが何の措
置も取らなかったことを示す、有効な応答？：、ＫＤＣ
から受は取った、（ｅ）ＫＤＣが状態Ａがら状態Ｂに移
り、要求された公開キーが一時登録されたことを示す、
有効な応答をＫＤＣから受は取った、（ｆ）ＫＤＣが状
態Ｃにあり、要求された公開キーとは異なる公開キーが
すでに登録されていることを示す、有効な応答をＫＤＣ
から受は取った、または、（ｇ）Ｋｒ）ｃが状態りにあ
ること、すなわち、公開キー登録要求メツセージ内のＴ
ＩＤがＫＤＣで無効にされたか、またはすでに無効にさ
れていたことを示す、有効な応答をＫＤＣから受は取っ
た。
結果ａ、ｂまたはＣが生じた場合、登録状態は不確定で
ある。これらの場合、および公開キーがまだ一時登録さ
れていないことを示す結果ｄの場合、端末初期設定者は
再試行することができる。
結果ｅが生じた場合、端末初期設定者が第２の満期時間
の満了を待って、端末の公開キーが登録されていること
を確認することが必要となる（ステップ４）。この結果
は、第１Ａ図の状態図では状態１から状態４への状態変
化として、また第１Ｂ図の状態図では状態Ａから状態Ｂ
への状態変化として示される。結果ｆが生じた場合、第
２の満了時間が経過し、公開キー登録要求メツセージで
指定された’Ｉ’ｌｌ）のもとで恐らくは異なる公開キ
ーがすでに登録されていることを初期設定者に示す。
この場合、端末初期設定者はＩＩ）の証明を必要とする
手順を用いてＴＴＤを無効にしなければならない（ステ
ップ６）。この結果は、第１Ａ図の状態図では、状態１
から状態３への状態変化として示される。結果ｇが生じ
た場合、ＴｆＤは無効であり、それ以上の措置は不要で
ある。この結果は、第１Ａ図の状態図では状態１がら状
態７への状態変化として、また、第１Ｂ図の状態図では
状態Ｂから状態りへの状態変化、または変化しない元の
状態りとして示される。
ステップ４では、端末初期設定者は、第２の満了時間の
経過後に端末の公開キーがキー分配センターに登録され
たことを確認し、あるいは、もっと一般的には、任意の
時点でのＫＤＣの状態の照会を行なう。このステップを
実行するには、適正に初期設定された暗号機構を備えた
任意の端末で十分なので、指定された端末に端末初期設
定者がいる必要はない。［Ｄの確認を行なうときは、Ｔ
Ｔｌ）と時変データを含むＩＤ確認要求メツセージをま
ず作成する。次に、ＫＤＣと連絡をつけるため、電話番
号をダイアルすることができる。受は取ったＩＤ確認要
求メツセージに応じて、ＫＤＣは、ＫＤＣの状態とＩＤ
確認要求メツセージの処理結果を反映した、適当な応答
メツセージを作成する。この応答メツセージはＴＩＤ、
任意選択としてＴＩＤに対する満了時間Ｔ１およびＴ２
、ＫＤＣにおける端末ＩＤ８況、ＫＤＣに登録または一
時登録された公開キー、およびＩＤ確認要求メツセージ
で受は取ったのと同じ時変データを含む。
ＫＤＣの秘密キー５Ｋｋｄｃを用いて前述の方法で応答
メツセージにもとづいてディジタル署名が計算され、メ
ツセージと署名が要求端末に送られる。応答メツセージ
と署名をＫＤＣから受は取った場合、端末はＫＤＣの公
開キーを用いて、やはり前述の方法でメツセージと署名
を確認する。
ＩＤ確認処理で開始される措置に対して、次のように幾
つかの結果が可能である。（ａ）ＫＤＣと連絡をつける
ことができなかった、（ｂ）ＫＤＣから応答を受は取ら
なかった、（ｃ）ＫＤＣからの応答が無効であったか、
またはＫＤＣの状態を決定するには不十分であった、（
ｄ）ＫＤＣが試ｇＡにあること、すなわち、最初の満期
日がまだ満了せず、公開キーがまだ一時登録されていな
いことを示す、有効な応答をＫＤＣから受は取った、（
ｅ）ＫＤＣが状態Ｂにあり、値を指定された公開キーが
一時登録されていることを示す、有効な応答をＫＤＣか
ら受は取った、（ｆ）ＫＤＣが状態Ｃにあり、値を指定
された公開キーが登録されていることを示す、有効な応
答をＫＤＣから受は取った、または、（ｇ）ＫＤＣが状
態りにあること、すなわち、ＴＩＤが無効にされたこと
を示す、有効な応答をＫＤＣから受は取った。
ＩＤの確認は、端末初期設定処理の任意の時点で用いて
ＫＤＣの状態を決定することができるが、その主な目的
は、公開キーが一時登録され、第２の満了時間が経過し
た後でＫＤＣの状態を決定することである。その場合、
２つの結果ｒとｇのみが可能である。結果ｆは、一時登
録された公開キーが、このとき永久登録されたものとな
ることを示す。措置は不要である。端末初期設定は完了
している。結果ａないしｇは、第１Ａ図または第１Ｂ図
では状態変化を示さない。
基本プロトコルの変形が可能である。公開キーが一時登
録されていること、またはＴＩＤが無効にされたことを
示す、確認済みの応答をＫＤＣから受は取らなかった場
合、起こり得る最悪の事態は、敵が第２の満了時間以前
にＴＩＤを無効にして、一時登録された本物の公開キー
を消去させることができることである。したがって、端
末初期設定者が開始したｒｌＤの確認」を要求するメツ
セージの代りに、端末ユーザが開始した同様のメツセー
ジを使うことが可能である。別法では、端末初期設定者
が開始したメツセージまたは端末ユーザが開始したメツ
セージの代りに、第２の満了時間に到達したときＫＤＣ
が自動的に応答を作成して要求端末に送るステップを用
いることもできる。
端末初期設定者は、ＩＤの証明を伴わずにＴＩＤを無効
にする場合、ステップ５を使用することになる。このス
テップが実行されるのは、第３図に示すように、現在の
日時が第２の満期日Ｔ２より前であるときだけである。
この場合も、適正に初期設定された暗号機構を備えるネ
ットワーク内の任意の端末で十分なので、端末初期設定
者が指定された端末にいる必要はない。ＴＩＤと時変デ
ータを含む］Ｄ無効化要求メツセージをまず作成する。
次に、ＫＤＣと連絡をつけるため、電話番号をダイアル
することができる。次に、端末は、すでに作成したＩＤ
無効化要求メツセージをＫＤＣに送る。ＫＤＣは、受は
取ったＩＴ）無効化要求メツセージに応じて、現在の日
時が第２の満了時間Ｔ２より前であることを条件として
、装置ＩＤを無効にする。Ｋｌ’）Ｃは次に、ＫＤＣの
状態とＩＤ無効化要求メツセージの処理結果を反映し、
かつ、要求メツセージ中で受は取ったのと同じ時変デー
タを含む、適当な応答メツセージを作成する。秘密キー
を用いて、前述の方法で応答メツセージにもとづいてデ
ィジタル署名が計算され、メツセージと署名が要求端末
に送られる。応答メツセージと署名をＫＤＣから受は取
った場合、端末は公開キーを用いて前述の方法でメツセ
ージと署名を確認する。
この場合も、次のように幾つかの結果が可能である。（
ａ）ＫＤＣと連絡をつけることができなかった、（ｂ）
ＫＤＣから応答を受は取らなかった、（ｃ）ＫＤＣから
受は取った応答が無効であったか、またはＫＤＣの状態
を決定するには不十分であった、（ｄ）ＫＤＣが状態り
以外の状態にあることを示す、有効な応答をＫＤＣから
受は取った、または、（ｅ）ＫＤＣが状態りにあること
を示す、有効な応答なＫＤＣから受は取った。
結果ａ、ｂ、ｃまたはｄは、第１Ａ図または第１Ｂ図で
は状態変化を示さない。結果ｅは、第１Ａ図では、状態
２から状態７への状態変化として、また第１Ｂ図では、
状態Ａから状態りへの状態変化、状態Ｂから状態りへの
状態変化、または変化しない元の状態りとして示される
。
通常の音声級電話チャネルを用いて、ＩＤの無効化を要
求することも可能である。端末初期設定者は、この目的
のために提供された番号の一つを選んでダイアルし、連
絡がついたとき、ＴＩＤを無効にするよう口頭で要求す
る。次に、ＩＤ無効化要求が受は入れられた場合、端末
初期設定者は、ＩＤ無効化確認番号を供給される。端末
初期設定者は、次にＩＤ無効化確認番号を確認しなけれ
ばならず、そのために、ＩＤ無効化確認番号とＴＩＤを
秘密でない片方向暗号関数に対する人力として用いて、
規準番号を計算する。この規準番号がＩＤ無効化番号と
等しいかどうか比較される。ＩＤ無効化番号は、初期設
定命令で指定されることもあり、また、たとえば、最初
の満了時間Ｔ１および第２の満了時間Ｔ２と共に別々に
端末初期設定者に伝えることもできる。比較結果が一致
した場合は、端末ｒＤの無効化は成功した。ＩＤ無効化
番号の概念を実現するための簡単な手順は、以下の通り
である。各ＴＩＤに対して、ＫＤＣは一意的な６４ビツ
トのＩＤ無効化確認番号を、無作為に選択する。この６
４ビツトの無効化番号は、ＩＤ無効化確認番号を暗号キ
ーとして使ってＴＩＤを暗号化することにより計算され
る。したがって、ＩＤ無効化確認番号を暗号キーとして
使用するために、元に戻すことは不可能である。すなわ
ち、ＴＴＤとＩＤ無効化番号が与えられても、ＩＤ無効
化確認番号を導き出すことは不可能である。こうして生
成されたＩＤ無効化確認番号は、ＴＩＤによって指標づ
けされてＫＤＣに記憶され、一方、ＩＤ無効化番号は端
末初期設定者に分配される。
ステップ６は、ＴＤの無効化のために使用されるが、サ
ービスの破壊および拒絶の可能性を最小にするため、Ｉ
Ｄの証明を伴う。このステップは、第８図に示すように
、現在の日時が第２の満了時間Ｔ２を過ぎたとき実行し
なければならない。ステップ６の確認部分では、暗号機
構が導入されている、適正に初期設定された端末に端末
初期設定者がいることが必要である。
通常は、ＩＤを証明し、ＴＴＴ）を無効にするために複
数のオプションが使用できる。しかし、時間が最も重要
である。詐欺によって登録されたキーは、できるだけ速
くシステム内で無効にしなければならない。ＫＤＣに対
する独立した許可チャネルは、重要な要素であり、ＩＤ
の証明はパスワード、個人キー、磁気ストライプ・カー
ド、音声認識、または技術的現状において十分確立され
たＩＤを証明するためのその他の手法に基づくものとす
ることができる。もう１つの可能性は、登録されたキー
を無効化する権限をもつ機密保護要員との面会によるも
のである。ＩＤの証明は、個人認識、または元の初期設
定命令および通知状を含む識別文書に基づくものとする
ことができる。ＩＤ無効化確認番号は、ＩＤの無効化要
求がＫｌ’）Ｃに受は入れられた後、都合のよい任意の
通信チャネルを用いて端末初期設定者にもたらされる。
端末初期設定者は、先にＩＤの証明を伴わないＩＩ）無
効化のためのステップ５で述べたのと同じ手順を用いて
、ＩＤ無効化確認番号を確認する。このステップが完了
したことは、第１Ａ図の状態図では、状態３から状態７
への状態変化によって反映される。
第１Ａ図をさらに詳細に参照すると、まず上記に概略を
示した手順に対するネットワーク内の端末の状態図が示
されている。「開始」から始めて、状態１で公開キー登
録処理が呼び出される。最初に、この処理が通常通り実
行されるものと仮定すると、端末は、登録が受は入れら
れたというメツセージをＫＤＣから受は取り、このメツ
セージは端末により確認される。状態は次に状態４に移
り、要求された公開キーがＫＤＣに一時登録されたこと
を示す。
状態４は、Ｔ２で満了する遅延または待機処理を含み、
したがって、要求者のＩＤの証明なしにＴＩＤが無効化
され得る期間の満了を示す。Ｔ２の満了時に、状態５、
すなわち、ＩＤ確認状態に移る。状態５からの遷移を引
き起こさない２つの条件が示されている。これらの条件
の１つは、タイムアウト条件であり、ＩＤ確認要求メツ
セージに対する応答をＫＤＣから受は取らなかったこと
を示す。もう１つの条件は、ＩＤ確認要求メツセージに
対する応答をＫＤＣから受は取ったが、［Ｄの確認が首
尾よく完了したと結論するには不十分であることを示す
。いずれの場合にも、端末初期設定者はＩＤ確認処理を
再試行することができる。
他方、要求された公開キーが永久登録されたことを示す
確認応答メツセージをＫＴ）Ｃから受は取り、応答が端
末によって確認された場合は、状態６に移り、公開キー
の登録が首尾よく完了したことを示す。別法では、ＫＤ
Ｃは、ＴＩＤが無効になったという応答メツセージを端
末にもたらすことができ、その場合、応答メツセージが
確認されたなら、状態７に移って、公開キーの登録が不
成功だったことを示し、副次手順またはバックアップ手
順を用いて端末初期設定が実行される。
次に、状態１に戻ると、状態１からの状態遷移をまった
く引き起こさない２つの条件がある。これらの条件の１
つは、タイムアウト条件であり、公開キー登録処理に応
答してＫｌ’）Ｃから応答を受は取らなかったことを示
す。もう１つの条件は、公開キーの登録が受は入れられ
たか、それともＴＩＩ’）が無効になったかを結論する
には、受は取った応答が不十分であることを示す。いず
れの場合にも、端末初期設定者は公開キー登録処理を再
試行することができる。幾つかの条件が状態変化を引き
起こすことが可能である。公開キー登録処理がＴ１の満
了前に完了されなかった場合は、状態２に移り、公開キ
ー登録処理がもはやＫＤＣによって受は入れられないこ
とを示す。ＴＩＤが無効になったことを示す公開キー登
録応答メツセージをＫＤＣから受は取り、この応答が端
末によって確認された場合は、状態７に移り、公開キー
の登録が不成功だったことを示し、副次手順またはバッ
クアップ手順によって端末初期設定が実行される。
公開キーの登録がＫＤＣで行なわれる前にＴ１が満了し
た場合は、状態２に移り、ＴＤの無効化をＩＤの証明な
しに行なうことができる。端末初期設定者が、公開キー
登録処理を継続するのではなくＴＩＤを無効にしようと
判断した場合は、Ｔ１の満了前に状態２に移ることも可
能である。
状態２からの状態遷移をまったく引き起こさない２つの
条件がある。最初の条件はタイムアウト条件であり、Ｉ
Ｄ無効化手順に応答してＫＤＣから応答をまったく受は
取らなかったことを示す。
もう１つの条件は、応答をＫＤＣから受は取ったが、Ｉ
Ｄが無効化されたと結論するには不十分であることを示
す。いずれの場合にも、端末初期設定者はＩＤ無効化手
順を再試行することができる。
他方、ＴＩＴ）が無効になったことを示すＩＴ）無効化
応答メツセージをＫＤＣから受は取り、この応答が端末
によって確認された場合は、状態７に移る。状態７への
遷移はまた、ＩＤ無効化確認番号をＫＤＣから受は取っ
て端末で確認される口頭連絡の結果束じることもある。
ＩＤ無効化手順がＴ２の満了までに完了しなかった場合
は、状態３に移る。
状態３では、ＩＤの証明を伴ったＴＤ無効化のみを行な
うことができる。ここでも、状態３がらの状態遷移をま
ったく引き起こさない２つの条件がある。最初の条件は
タイムアウト条件であり、ＩＤ無効化手順に応答してＫ
ＤＣから応答をまったく受は取らなかったことを示す。
もう１つの条件は、応答をＫＤＣから受は取ったが、Ｔ
Ｄが無効になったと結論するには不十分であることを示
す。いずれの場合にも、端末初期設定者はＩＤ無効七手
順を再試行することができる。他方、ＴＩＤが無効にな
ったことを示す応答をＫＤＣから受は取り、この応答が
端末によって無効にされた場合は、状態７に移る。
第１Ｂ図はＫＤＣの状態図を示す。「開始」から始める
と、状態Ａでは、要求端末識別子ＴＩＤに対する公開キ
ーの登録がまだ受は取られ、受は入れられていない。Ｔ
１が満了していない間、ＫＤＣは公開キー登録要求を受
は入れるが、満了後は、登録要求を受は入れない。有効
な公開キー登録要求をＴ１以前に受は取った場合、状態
Ａから状態Ｂへの遷移が生じ、それにより登録処理に対
する受は入れ処理が呼び出される。このことは公開キー
の一時登録と同じであり、端末で生成され、受は取られ
た公開キーがＫＤＣのテーブルにＴＴＤと共に記憶なれ
る。ＫＤＣは次に、メツセージに関する署名を含むメツ
セージを作成し、公開キーの一時登録を肯定応答するた
め、このメツセージが要求端末に送り戻される。Ｔ［Ｄ
の無効化が行なわれずにＴ２が満了したときは、状態Ｂ
から状態Ｃへの遷移が生じ、一時登録された公開キーが
このとき永久登録され、登録処理が完了したことを示す
。この状態で、公開キー証明が発行できる。
状態Ａに戻ると、公開キー登録要求を端末から受は取る
か、または要求中の何か他のパラメータが無効である場
合は、ＫＤＣは何も行なわない。
すなわち、肯定応答メツセージは端末に送られない。公
開キー登録処理が完了せずにＴ１が満了した場合は、状
態りに進み、そこでＴＩＤが無効にされる。Ｔ１の満了
前にＴＩＤに対する、ただし、異なる公開キーに対する
登録要求を受は取った場合、状態Ｂから同じ結果が生じ
る。言い換えれば、同じＴＩＤを用いた、ただし、異な
る公開キーに対する２つの競合する公開キー登録要求が
ある。
状態Ａ、ＢまたはＣから状態りへの遷移は、ＩＤの無効
化要求の結果としても生じる。状態ＡまたはＢの間に、
ＩＤの証明を伴わないＩＤの無効化要求が出ると、状態
りへの遷移が引き起こされる。公開キーの登録が完了し
、状態Ｃである場合は、ＩＤの証明を伴うＩＤの無効化
のみ行なうことができる。
上記で考察した手順では、ネットワーク内の端末からの
ＫＤＣとの通信は公衆電話回線を介して行なわれた。電
話番号は秘密と考えることはできないとしても、問題を
報告するための手順で使用される電話番号の配布につい
ては厳格な管理手段を用いることが好ましいと思われる
。そうすることにより、部外者からの妨害および破壊が
減るはずである。
以上に説明した本発明の好ましい実施例は、場合によっ
ては数十刃台にものぼる多数の端末を備えたＥＦＴ／Ｐ
ＯＳネットワークにおける暗号変数の初期設定手順であ
る。この手順は、ＦＥＴ／ＰＯ８端末が小さくかつ安価
でなければならず、安全でない環境に設置されることを
認識したものである。この手順では、端末は暗号機構を
備え、この暗号機構を用いて端末の公開キーと秘密キー
の対を生成する。生成された公開キーは、公衆電話回線
等の露出したチャネルを介してそれを伝送することによ
り、保全性を伴わずに送られる。最初の満了時間Ｔ１の
前、基准時間の後に、そのＴＩＤに対して以前の公開キ
ーがすでに一時登録されていないことを条件として、Ｋ
ＤＣは端末の公開キーを受は取ってそれを端末ＩＤのも
とて一時登録する。Ｔ２の後、ＴＩＤ無効化要求をＴ２
以前に受は取っていないことを条件として、一時登録さ
れた公開キーは永久登録される。登録された公開キーは
それ以後の端末とのすべての通信で使用される。したが
って、対応する秘密キーを生成した端末のみが、ＫＤＣ
から、またはその端末の登録された公開キーのコピーを
得た他の任意のノードから受は取った情報を暗号解読す
ることができる。別法では、先に説明したプロトコルを
用いて、非対称アルゴリズムと開運する秘密キーを登録
することが可能である。この場合、秘密の端末キーが端
末で生成され、保全性を伴わず、ただし公開キーのもと
て暗号化されてＫＤＣに送られ、そこで秘密キーのもと
で暗号解読して復元される。
この手順の一般的な危険性は、本物の端末がＴ２前に登
録をまったく行なわず、しかもこのことｅＫＤｃに報告
しない場合に、敵が自分の場所から、自分の端末で常に
首尾よくサイン・オンを開始できることである。この場
合、にせの端末は無期限に操作を続けることができる。
しかし、本物の端末がＴ１前に登録した場合は、どれか
にせでどれが本物かを判定することはできないものの、
ＫＤＣは第２の開始が試みられたことを検出する。
そのような場合は、該当する端末はシステムから除外さ
れ、詳しい調査を始めることができる。にせの端末が登
録される危暎性を減らすため、公開キーの登録期間（Ｔ
Ｉ−Ｔｏ）を実用上可能な限り短かくし、時間パラメー
タＴｏ、ＴＩおよびＴ２を秘密に保つことができる。
以上から明らかなように、本発明は、ネットワーク内の
遠隔端末がＫＤＣの公開キーのみを前もって導入してい
た場合に、遠隔端末が共通のキー、すなわち、暗号変数
をＫＤＣで設定することができる、端末初期設定の方法
を提供するものである。
本発明はまた、ネットワーク内の遠隔端末がＫＤＣの公
開キーおよびユーザのＩＤ（ＵＩＤ）のみを前もって導
入していた場合に、遠隔端末にいるユーザが共通のユー
ザ・キー、すなわち、暗号変数をＫＤＣで設定すること
ができる、ユーザ初期設定の方法を提供する。この場合
、端末で生成されるキー、すなわち、暗号変数は端末（
ＴＴＤ）の代りにユーザ（ＵＩＤ）と関連づけられ、ユ
ーザはこのキー、すなわち、暗号変数をＴＩＤの代りに
自分のＵＩＤのもとで登録する。公開キー・アルプリズ
ムが関係するときは、ユーザは端末に公開キーと秘密キ
ーの対を生成させ、公開キーはＵＩＤのもとでＫＤＣに
登録され、秘密キーは端末に記憶するか、またはユーザ
が端末間で運搬する媒体、たとえば、磁気ストライプ・
カード、メモリ・カード、知能機密保護カード、ディス
ケット等に記憶することができる。対称アルゴリズムが
関係するときは、ユーザは端末に秘密キーを生成させ、
秘密キーをＵＴＤのもとでＫＤＣに登録する。ＫＤＣへ
の伝送中、そのように生成された秘密キーは、ＫＤＣの
公開キー（ＰＫｋｄｃ）のもとで暗号化して保護するこ
とができる。秘密キーも、端末、または上記の媒体に記
憶される。通常、各ユーザは自分の暗号変数をＫＩ）Ｃ
に登録する。
これらの明らかな相違点以外は、端末初期設定およびユ
ーザ初期設定に関する２つの手順は同じである。
Ｆ３発明の効果 本発明によれば、キー分配センターに知られている秘密
暗号変数を遠隔端末（またはユーザ）に予め与えておく
必要がなくなる。
【図面の簡単な説明】
第１Ａ図は、本発明の好ましい実施例による端末初期設
定手順における端末の可能な状態を示す状態図、 第１Ｂ図は、本発明の好ましい実施例による端末初期設
定者７項におけるＫｌ’）Ｃの可能な状態を示す状態図
、 第２図は、キー分配センターの初期状態と、各々に端末
初期設定者がついている数台の端末の初期状態を示す、
ＥＦＴ／ＰＯＳネットワークの７０ツク図、 第３図は、第２図に示すシステムの端末の公開キー登録
のための規則をグラフの形で示すタイミング図である。 １２．１４・・・・Ｅ　ＦＴ／ＰＯ３端末、１６．１８
・・・・端末初期設定者。 出頓人　　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　　岡　　１）　次　　生（外１名）

Claims (2)

    【特許請求の範囲】
  1. （１）複数の端末を備えたネットワークにおいて、公開
    キー・アルゴリズムを使用して暗号変数を初期設定する
    方法であって、 キー分配センターを確立し、このセンターのための公開
    キーと秘密キーの対を生成し、 前記ネットワーク中の各端末に、前記キー分配センター
    の公開キーを記憶する暗号機構を設けるとともに前記キ
    ー分配センターに知られた端末識別子を与え、 前記ネットワーク中の各端末の端末初期設定者を選定し
    、前記キー分配センターに端末暗号変数を登録するため
    の２つの満了時間を、各端末の端末初期設定者に通知し
    、 各端末において前記暗号機構を使用して暗号変数を生成
    し、 第１の満了時間の経過前に、前記端末識別子および前記
    暗号変数を含む登録要求メッセージを作成し、これを前
    記キー分配センターに送り、前記キー分配センターに前
    記暗号変数を一時的に登録し、 第２の満了時間の経過後、前記登録を完了する、暗号変
    数初期設定方法。
  2. （２）複数の端末を備えたネットワークにおいて、公開
    キー・アルゴリズムを使用してユーザ暗号変数を初期設
    定する方法であって、 キー分配センターを確立し、このセンターのための公開
    キーと秘密キーの対を生成し、 前記ネットワーク中の各端末に、前記キー分配センター
    の公開キーを記憶する暗号機構を設けるどともに、前記
    ネットワーク中の各ユーザに、前記キー分配センターに
    知られたユーザ識別子を与え、 前記キー分配センターにユーザ暗号変数を登録するため
    の２つの満了時間を、前記ネットワーク中の各ユーザに
    通知し、 第１の満了時間の経過前に、前記ユーザ識別子および前
    記ユーザ暗号変数を含む登録要求メッセージを作成し、
    これを前記キー分配センターに送り、前記キー分配セン
    ターに前記ユーザ暗号変数を一時的に登録し、 第２の満了時間の経過後、前記登録を完了する、暗号変
    数初期設定方法。
JP62110906A 1986-06-27 1987-05-08 ネットワークシステム Granted JPS638786A (ja)

Applications Claiming Priority (2)

Application Number Priority Date Filing Date Title
US879784 1986-06-27
US06/879,784 US4771461A (en) 1986-06-27 1986-06-27 Initialization of cryptographic variables in an EFT/POS network with a large number of terminals

Publications (2)

Publication Number Publication Date
JPS638786A true JPS638786A (ja) 1988-01-14
JPH0575115B2 JPH0575115B2 (ja) 1993-10-19

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JP62110906A Granted JPS638786A (ja) 1986-06-27 1987-05-08 ネットワークシステム

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JP (1) JPS638786A (ja)
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