JPWO2005093594A1 - 認証システム - Google Patents
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Abstract
認証請求側では、２組の乱数データＲ１、Ｒ２のそれぞれについて、予め定めた少なくとも一つの非公開の固有値Ｎをパラメータとして、所定の暗号化アルゴリズムを実行して２つの暗号化データｙ１とｙ２を求め、ｙ１とｙ２の排他的論理和を取って排他的論理和値Ｙを求め、Ｙの桁数を予め定めた方法で減らして認証暗号データＹ’を求め、前記２組の乱数データＲ１、Ｒ２とともに認証側に送信する。一方、認証側では、受信した前記２組の乱数データＲ１、Ｒ２、と予め認証請求側から非公開で登録された固有値Ｎをパラメータとして認証請求側と同一の方法で求めた認証識別データＹ’と、前記認証請求側から受信した認証暗号データＹ’とを比較し、両値が一致しているときに認証ＯＫと判断する。
Description
本発明は認証システムに関し、特に“なりすまし”や認証システムに関する。
携帯電話機やＰＤＡ等、ユビキタス社会の進展に伴い、各種の通信端末が非常に広い範囲で使用されるようになっている。このような通信分野においては、携帯電話機のように通話やデータ送受に課金される通信端末も多い。また、当該通信端末を利用して決済するようなサービスも現実化している。
課金や決済を伴う通信端末では、通信端末の本来の所有者の利用であることはきわめて重要であり大前提である。そのためには、本人認証が必須であり、認証技術としては各種の手法が提案されている。その中で最も広く用いられている携帯電話機は、もし真のユーザでない人の“なりすまし”が可能になった場合には、上記決済機能の拡大も考慮すると、被害は甚大なものになり得る。このような状態は、真のユーザ（本人）ではない他人が本人に“なりすましをする”ことになる。より正確には、他人が所有する携帯電話機が、本人の携帯電話機であるとして機能することになる。すなわち、いわゆるクローン携帯電話機の存在による問題が生ずることになる。このクローン携帯電話機の存在が明らかになれば（通信事業者が認めると）、ユーザ自身が事後においてユーザ自身の行動を否認する”事後否認”により課金や決済を回避することが可能になり、問題の拡大は大きくなってしまう。
携帯電話機では、通常、ユーザ個人を認証するユーザ認証（Ｕｓｅｒ Ａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎ）が実行される。この認証以外に通信内容に対する認証技術（Ｍｅｓｓａｇｅ Ａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎ、いわゆる電子署名）がある。
上記“なりすまし”を目的とした、クローン携帯電話機の作成には、ユーザ認証技術をくぐりぬけなければならず、ユーザ認証に必要な情報を取得しなければならない。
従来のユーザ認証においては、携帯電話機自体の認証情報と、ユーザ個人の情報とに基づいて認証処理が実行される。携帯電話機認証情報としては、通常、携帯電話機製造会社が当該携帯電話機に付与する例えば固定型認証識別子βと、通信事業者が当該携帯電話機に付与する例えば可変型認証識別子αと、当該携帯電話機に付与されている電話番号やＩＰアドレスのような多種類の認証情報が設定されている。この認証情報の付与の流れと、通信の流れの説明について図３を参照しながら説明する。
図３において、携帯電話機を製造する製造会社１００では製造した携帯電話機に固定型の認証識別子としての例えば認証識別子βを付与した携帯電話機を流通システムＢを介して通信事業者２００に渡し、通信事業者２００で可変型の認証識別子としての例えば認証識別子αを付与し、流通システムＡを介して販売店３００に納品される。販売店３００においては、電話番号、ＩＰアドレスを付与してユーザ４００に手渡しする。ユーザ４００は、認証識別子α、β及び電話番号、ＩＰアドレスの多種類の認証情報が付与された携帯電話機を用いて通話やデータ情報授受を通信回線を介して行なうが、認証情報は通信事業者側の認証サーバ５００に送出されて認証処理が実行される。
図３において、不法行為者によって、製造会社１００内部や流通システムＢの段階で（流通システムＢでの入手の可能性が高い）認証識別子βが入手され、通信事業者２００内部や流通システムＡの段階で（流通システムＡでの入手の可能性が高い）認証識別子αが入手される恐れがあり、一般公開情報である電話番号情報とＩＰアドレス情報の入手が容易であることを考えると、認証に必要な多種類の認証情報を用いたいわゆるクローン携帯電話機を作成できることになる。
また、製造会社１００からの認証識別子βの入手や通信事業者２００からの認証識別子αの入手が困難であっても、ユーザ４００が通信回線を介して通話やデータ通信を行なうに際して最初に実行される認証処理に必要な上記種類の認証情報の当該通信回線を介しての認証サーバ５００への送信時、不法行為者によって通信回線を介して盗聴、傍受により上記認証識別情報を入手される恐れがある。
そこで、携帯電話機から認証サーバへの通信回線を介して送信される認証情報の盗聴や傍受を回避するため、送信される認証情報を暗号化し、認証サーバ側で暗号化された認証情報を復号した後、認証処理を実行するシステムが提案されている。
かかる暗号化処理は、暗号処理と解読処理（復号処理）に要する計算量の大きさに応じて安全性が定まることが多く、クローン携帯電話機の作成を不可能とするような絶対的な安全性を得るためには、必要な計算量を大きくしなければならないが、画像通信等の膨大な計算量を必要とする携帯電話機では、既にその処理のために複雑な演算を実行するＬＳＩとメモリを要し、消費電力の問題も考えると、低価格化、省電力化、小型化が最重要課題である携帯電話機では計算量の大きい高度な暗号化は搭載困難である。
一方、当該携帯電話機には上記認証情報が格納されている記憶媒体（ＲＯＭ）が搭載されており、この記憶媒体から上記認証情報（認証識別子）をそっくり盗み取り複写される恐れもある。この複写技術によれば、携帯電話機を製造からユーザまでの流通過程において記憶媒体にある認証識別子、暗号アルゴリズムなど全てを盗み取ることが可能となり、この場合は暗号化しても対策とはなり得なくなる。このような記憶媒体（ＲＯＭ）の複写に対してはＲＯＭに記憶されている情報自体に対する不法な読み込みを不可能とするような対策が望まれるところである。しかし、この問題の解決は、本発明の主課題ではないのでこれ以上の言及はしない。
上述したように、認証情報の取得が可能であれば、クローン携帯電話機等の作成が可能となり、第三世代〜第四世代の携帯電話機の電子財布としての機能を使う場合には被害が通信料金だけでなく社会一般の商取り引きにおいても拡大し社会問題になる。また、麻薬取引など最初から大掛かりな犯罪行為を計画しているグループでは、犯行時に警察の盗聴、追跡を逃れるためにクローン携帯電話機は活用される恐れもある。
以上の説明は、携帯電話機についてのものであるが、上述の問題は、同様なシステムを採用している通信端末についても同様である。また、電子商取引のような認証が重要なシステムにおいても同様である。
電子商取引における認証システムの一例としては、特許文献１に開示されているように、一定時間おきに通信端末からユーザＩＤとパスワードを送信し、取引システムのサーバ側が認証を行って、二重ログインや取引途中からの“なりすまし”等の不法行為を防止するシステムがある。
［特許文献１］特開平２０００−２１５２４１（段落番号〔０００８〕〜〔００１７〕、図１）
本発明は、従来技術の上述した課題に鑑み、なされたものであり、その主要な目的は、通信端末の認証情報の盗聴や詐取を不可能とする認証システムを提供することである。
本発明の他の目的は、クローン携帯電話機の作成を阻止する認証システムを提供することにある。
本発明の更に他の目的は、“なりすまし”を防止する認証システムを提供することにある。
課金や決済を伴う通信端末では、通信端末の本来の所有者の利用であることはきわめて重要であり大前提である。そのためには、本人認証が必須であり、認証技術としては各種の手法が提案されている。その中で最も広く用いられている携帯電話機は、もし真のユーザでない人の“なりすまし”が可能になった場合には、上記決済機能の拡大も考慮すると、被害は甚大なものになり得る。このような状態は、真のユーザ（本人）ではない他人が本人に“なりすましをする”ことになる。より正確には、他人が所有する携帯電話機が、本人の携帯電話機であるとして機能することになる。すなわち、いわゆるクローン携帯電話機の存在による問題が生ずることになる。このクローン携帯電話機の存在が明らかになれば（通信事業者が認めると）、ユーザ自身が事後においてユーザ自身の行動を否認する”事後否認”により課金や決済を回避することが可能になり、問題の拡大は大きくなってしまう。
携帯電話機では、通常、ユーザ個人を認証するユーザ認証（Ｕｓｅｒ Ａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎ）が実行される。この認証以外に通信内容に対する認証技術（Ｍｅｓｓａｇｅ Ａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎ、いわゆる電子署名）がある。
上記“なりすまし”を目的とした、クローン携帯電話機の作成には、ユーザ認証技術をくぐりぬけなければならず、ユーザ認証に必要な情報を取得しなければならない。
従来のユーザ認証においては、携帯電話機自体の認証情報と、ユーザ個人の情報とに基づいて認証処理が実行される。携帯電話機認証情報としては、通常、携帯電話機製造会社が当該携帯電話機に付与する例えば固定型認証識別子βと、通信事業者が当該携帯電話機に付与する例えば可変型認証識別子αと、当該携帯電話機に付与されている電話番号やＩＰアドレスのような多種類の認証情報が設定されている。この認証情報の付与の流れと、通信の流れの説明について図３を参照しながら説明する。
図３において、携帯電話機を製造する製造会社１００では製造した携帯電話機に固定型の認証識別子としての例えば認証識別子βを付与した携帯電話機を流通システムＢを介して通信事業者２００に渡し、通信事業者２００で可変型の認証識別子としての例えば認証識別子αを付与し、流通システムＡを介して販売店３００に納品される。販売店３００においては、電話番号、ＩＰアドレスを付与してユーザ４００に手渡しする。ユーザ４００は、認証識別子α、β及び電話番号、ＩＰアドレスの多種類の認証情報が付与された携帯電話機を用いて通話やデータ情報授受を通信回線を介して行なうが、認証情報は通信事業者側の認証サーバ５００に送出されて認証処理が実行される。
図３において、不法行為者によって、製造会社１００内部や流通システムＢの段階で（流通システムＢでの入手の可能性が高い）認証識別子βが入手され、通信事業者２００内部や流通システムＡの段階で（流通システムＡでの入手の可能性が高い）認証識別子αが入手される恐れがあり、一般公開情報である電話番号情報とＩＰアドレス情報の入手が容易であることを考えると、認証に必要な多種類の認証情報を用いたいわゆるクローン携帯電話機を作成できることになる。
また、製造会社１００からの認証識別子βの入手や通信事業者２００からの認証識別子αの入手が困難であっても、ユーザ４００が通信回線を介して通話やデータ通信を行なうに際して最初に実行される認証処理に必要な上記種類の認証情報の当該通信回線を介しての認証サーバ５００への送信時、不法行為者によって通信回線を介して盗聴、傍受により上記認証識別情報を入手される恐れがある。
そこで、携帯電話機から認証サーバへの通信回線を介して送信される認証情報の盗聴や傍受を回避するため、送信される認証情報を暗号化し、認証サーバ側で暗号化された認証情報を復号した後、認証処理を実行するシステムが提案されている。
かかる暗号化処理は、暗号処理と解読処理（復号処理）に要する計算量の大きさに応じて安全性が定まることが多く、クローン携帯電話機の作成を不可能とするような絶対的な安全性を得るためには、必要な計算量を大きくしなければならないが、画像通信等の膨大な計算量を必要とする携帯電話機では、既にその処理のために複雑な演算を実行するＬＳＩとメモリを要し、消費電力の問題も考えると、低価格化、省電力化、小型化が最重要課題である携帯電話機では計算量の大きい高度な暗号化は搭載困難である。
一方、当該携帯電話機には上記認証情報が格納されている記憶媒体（ＲＯＭ）が搭載されており、この記憶媒体から上記認証情報（認証識別子）をそっくり盗み取り複写される恐れもある。この複写技術によれば、携帯電話機を製造からユーザまでの流通過程において記憶媒体にある認証識別子、暗号アルゴリズムなど全てを盗み取ることが可能となり、この場合は暗号化しても対策とはなり得なくなる。このような記憶媒体（ＲＯＭ）の複写に対してはＲＯＭに記憶されている情報自体に対する不法な読み込みを不可能とするような対策が望まれるところである。しかし、この問題の解決は、本発明の主課題ではないのでこれ以上の言及はしない。
上述したように、認証情報の取得が可能であれば、クローン携帯電話機等の作成が可能となり、第三世代〜第四世代の携帯電話機の電子財布としての機能を使う場合には被害が通信料金だけでなく社会一般の商取り引きにおいても拡大し社会問題になる。また、麻薬取引など最初から大掛かりな犯罪行為を計画しているグループでは、犯行時に警察の盗聴、追跡を逃れるためにクローン携帯電話機は活用される恐れもある。
以上の説明は、携帯電話機についてのものであるが、上述の問題は、同様なシステムを採用している通信端末についても同様である。また、電子商取引のような認証が重要なシステムにおいても同様である。
電子商取引における認証システムの一例としては、特許文献１に開示されているように、一定時間おきに通信端末からユーザＩＤとパスワードを送信し、取引システムのサーバ側が認証を行って、二重ログインや取引途中からの“なりすまし”等の不法行為を防止するシステムがある。
［特許文献１］特開平２０００−２１５２４１（段落番号〔０００８〕〜〔００１７〕、図１）
本発明は、従来技術の上述した課題に鑑み、なされたものであり、その主要な目的は、通信端末の認証情報の盗聴や詐取を不可能とする認証システムを提供することである。
本発明の他の目的は、クローン携帯電話機の作成を阻止する認証システムを提供することにある。
本発明の更に他の目的は、“なりすまし”を防止する認証システムを提供することにある。
前述の課題を解決するため、本発明によ認証システムは、次のような特徴的な構成を採用している。
（１）認証請求側では、２組の乱数データＲ１、Ｒ２のそれぞれについて、予め定めた少なくとも一つの非公開の固有値Ｎをパラメータとして、所定の暗号化アルゴリズムを実行して２つの暗号化データｙ１とｙ２を求め、求められた２つの暗号化データｙ１とｙ２の排他的論理和を取って排他的論理和値Ｙを求め、前記２組の乱数データＲ１、Ｒ２とともに認証側に送信し、
認証側では、受信した前記２組の乱数データＲ１、Ｒ２と予め認証請求側から非公開で登録した認証請求側と同じ値の初期値に基づく固有値Ｎをパラメータとして前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して２つの暗号化データｙ１とｙ２を求め、求められた２つの暗号化データｙ１とｙ２の排他的論理和を取って排他的論理和値Ｙを求め、求められた排他的論理和値Ｙと前記認証請求側から受信した排他的論理和値Ｙとを比較し、両値が一致しているときに認証ＯＫと判断する認証システム。
（２）認証請求側では、初期状態の２組の乱数データＲ０１、Ｒ０２のそれぞれについて、予め定めた少なくとも一つの非公開の固有値Ｎ０をパラメータとして、所定の暗号化アルゴリズムを実行して２つの暗号化データｙ０１とｙ０２を求め、求められた２つの暗号化データｙ０１とｙ０２の排他的論理和を取って排他的論理和値Ｙ０を求め、前記２組の乱数データＲ０１、Ｒ０２とともに認証側に送信し、
引き続く認証請求側では、前記暗号化データｙ０１とｙ０２のいずれかを予め定めた方法で選択し割り当てた固有値Ｎ１と、新たな２組の乱数データＲ１１、Ｒ１２のそれぞれについて、前記固有値Ｎ１をパラメータとして、前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して得られた２つの暗号化データｙ１１とｙ１２の俳他的論理和を取って得られた排他的論理和値Ｙ１を求め、前記２組の乱数データＲ１１、Ｒ１２とともに認証側に送信し、
認証側では、受信した前記２組の乱数データＲ０１、Ｒ０２と予め認証請求側から非公開で登録された前記認証請求側と同じ値の固有値Ｎ０をパラメータとして前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して得られた２つの暗号化データｙ０１とｙ０２の排他的論理和を取って得られた排他的論理和値Ｙ０を求め、前記認証請求側から受信した排他的論理和値Ｙ０とを比較し、両値が一致しているときに認証ＯＫと判断し、
前記引き続く認証側では、前記暗号化データｙ０１とｙ０２のいずれかを予め定め認証請求側と同一の方法で選択し割当てた固有値Ｎ１と、受信した前記新たな２組の乱数データＲ１１、Ｒ１２のそれぞれについて、前記固有値Ｎ１をパラメータとして、前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して得られた２つの暗号化データｙ１１とｙ１２の排他的論理和を取って得られた排他的論理和値Ｙ１を求め、前記認証請求側から受信した排他的論理和値Ｙ１とを比較し、両値が一致しているときに認証ＯＫと判断する処理をカスケードに実行する認証システム。
（３）認証請求側には、２組の乱数データＲ１、Ｒ２を出力する乱数発生部と、
予め定めた少なくとも一つの非公開の固有値Ｎをパラメータとして、所定の暗号化アルゴリズムを実行して得られた２つの暗号化データｙ１とｙ２を求める暗号化部と、
求められた前記２つの暗号化データｙ１とｙ２の排他的論理和値Ｙを取る排他的論理和部と、
前記排他的論理和値Ｙと、前記２組の乱数データＲ１、Ｒ２を認証側に送信する送信部とを備え、
認証側には、前記送信部から送信されたデータを受信する受信部と、
前記受信部で受信した前記２組の乱数データＲ１、Ｒ２と予め認証請求側から非公開で登録した認証請求側と同じ値の初期値に基づく固有値Ｎをパラメータとして前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して２つの暗号化データｙ１とｙ２を求める復号化部と、
前記復号化部から出力される２つの暗号化データｙ１とｙ２の排他的論理和を取って排他的論理和値Ｙを出力する排他的論理和部と、
前記排他的論理和部で得られた排他的論理和値Ｙと、前記認証請求側から受信した排他的論理和値Ｙとを比較し、両値が一致しているときに認証ＯＫと判断する比較部とを備えている認証システム。
（４）上記（２）における引き続く認証請求側では、前記暗号化データｙ１１とｙ１２のいずれかを予め定めた方法で選択し割り当てた固有値Ｎ２と新たな２組の乱数データＲ２１、Ｒ２２のそれぞれについて、前記固有値Ｎ２をパラメータとして、前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して得られた２つの暗号化データｙ２１とｙ２２の排他的論理和を取って得られた排他的論理和値Ｙ２を求め、前記２組の乱数データＲ２１、Ｒ２２とともに認証側に送信し、
前記引き続く認証側では、前記暗号化データｙ１１とｙ１２のいずれかを予め定めた認証請求側と同一の方法で選択し割り当てた固有値Ｎ２と、受信した前記新たな２組の乱数データＲ２１、Ｒ２２のそれぞれについて、前記固有値Ｎ２をパラメータとして、前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して得られた２つの暗号化データｙ２１とｙ２２の排他的論理和を取って得られた排他的論理和値Ｙ２を求め、前記認証請求側から受信した排他的論理和値Ｙ２とを比較し、両値が一致しているときに認証ＯＫと判断する処理をカスケードに実行する認証システム。
（５）初期状態の前記固有値Ｎ０は、認証請求側と認証側のみが既知で非公開情報である上記（２）または（４）の認証システム。
（６）前記固有値Ｎ０は、認証請求者毎に定められたＩＤ（認証識別子）である上記（１）乃至（５）のいずれかの認証システム。
（７）前記認証請求側と前記認証側間のデータ伝送は、通信回線を介して行われる上記（１）乃至（６）のいずれかの認証システム。
（８）前記固有値Ｎ０は、携帯電話機個々で定められた固有値である上記（１）乃至（７）のいずれかの認証システム。
（９）前記認証対象は、通信端末である上記（１）乃至（７）のいずれかの認証システム。
（１０）前記認証対象は、通信を行う通信者である上記（１）乃至（７）のいずれかの認証システム。
（１１）前記所定の暗号化アルゴリズムは、一方向性関数の演算処理である上記（１）乃至（１０）のいずれかの認証システム。
（１２）前記一方向性関数の演算処理は、２種類の乱数をＲ１とＲ２、固有値をＮ、暗号化データをｙ１とｙ２としたとき、
ｙ１＝（Ｒ１＋Ｎ）ｍｏｄ Ｎ Ｒ１＞Ｎ
ｙ２＝（Ｒ２＋Ｎ）ｍｏｄ Ｎ Ｒ２＞Ｎ
を実行し、暗号化データｙ１とｙ２を求め、求められた２つの暗号化データｙ１とｙ２の排他的論理和を取って排他的論理和値Ｙを求め、求められた排他的論理和値Ｙの桁数を予め定めた方法で減らしてＹ’を求め、乱数Ｒ１とＲ２を既知の数値としてＮからＹ’を求めることを順方向計算とし、Ｙ’からＮを求めることを逆方向計算とそれぞれ定義し、順方向計算は容易に計算できるが、前記排他的論理和値Ｙの桁数を予め定めた方法で減らして得られたＹ’からＮを求める逆方向計算は計算式が存在しないことにより計算不可能となり、固有値Ｎの盗聴、詐取を防止する上記（１１）の認証システム。
（１３）認証請求側では、２組の乱数データＲ１、Ｒ２のそれぞれについて、予め定めた少なくとも一つの非公開で１６進法の２桁以上で２進法の最上位桁に１を割り当てた固有値Ｎをパラメータとして、所定の暗号化アルゴリズムを実行して２つの暗号化データｙ１とｙ２を求め、求められた２つの暗号化データｙ１とｙ２の排他的論理和を取って排他的論理和値Ｙを求め、求められた前記排他的論理和値Ｙの桁数を予め定めた方法で減らした認証暗号データＹ’と、前記２組の乱数データＲ１、Ｒ２とともに認証側に送信し、
認証側では、受信した前記２組の乱数データＲ１、Ｒ２と予め認証請求側から非公開で登録した認証請求側と同じ値の初期値に基づく固有値Ｎをパラメータとして前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して２つの暗号化データｙ１とｙ２を求め、求められた２つの暗号化データｙ１とｙ２の排他的論理和を取って排他的論理和値Ｙを求め、求められた排他的論理和値Ｙの桁数を予め定めた認証請求側と同一の方法で減らした認証識別データＹ’と、前記認証請求側から受信した認証暗号データＹ’とを比較し、両値が一致しているときに認証ＯＫと判断する認証システム。
（１４）認証請求側では、初期状態の２組の乱数データＲ０１、Ｒ０２のそれぞれについて、予め定めた少なくとも一つの非公開で１６進法の２桁以上で２進法の最上位桁に１を割り当てた固有値Ｎ０をパラメータとして、所定の暗号化アルゴリズムを実行して２つの暗号化データｙ０１とｙ０２を求め、求められた２つの暗号化データｙ０１とｙ０２の排他的論理和を取って排他的論理和値Ｙ０を求め、求められた排他的論理和値Ｙ０の桁数を予め定めた方法で減らした認証暗号データＹ０’を前記２組の乱数データＲ０１、Ｒ０２とともに認証側に送信し、
引き続く認証請求側では、前記２つの暗号化データｙ０１とｙ０２のいずれかを予め定めた方法で選択して２進値に変換し、最上位桁が常に１となるようにして割り当てた値を固有値Ｎ１として、新たな２組の乱数データＲ１１、Ｒ１２のそれぞれについて、前記固有値Ｎ１をパラメータとして、前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して得られた２つの暗号化データｙ１１とｙ１２の排他的論理和を取って得られた排他的論理和値Ｙ１を求め、求められた排他的論理和値Ｙ１の桁数を予め定めた方法で減らした認証暗号データＹ１’を前記２組の乱数データＲ１１、Ｒ１２とともに認証側に送信し、
認証側では、受信した前記２組の乱数データＲ０１、Ｒ０２と予め認証請求側から非公開で登録された認証請求側と同じ値の固有値Ｎ０をパラメータとして前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して得られた２つの暗号化データｙ０１とｙ０２の排他的論理和を取って得られた排他的論理和値Ｙ０を求め、求められた排他的論理和値Ｙ０の桁数を予め定めた認証請求側と同一の方法で減らした認証識別データＹ０’を前記認証請求側から受信した認証暗号データＹ０’と比較し、両値が一致しているときに認証ＯＫと判断し、
前記引き続く認証側では、前記２つの暗号化データｙ０１とｙ０２のいずれかを予め定めた認証請求側と同一の方法で選択して２進値に変換し、最上位桁が常に１となるようにして割り当てた値を固有値Ｎ１とし、受信した前記新たな２組の乱数データＲ１１、Ｒ１２のそれぞれについて、前記固有値Ｎ１をパラメータとして、前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して得られた２つの暗号化データｙ１１とｙ１２の排他的論理和を取って得られた排他的論理和値Ｙ１を求め、求められた排他的論理和値Ｙ１の桁数を予め定めた認証請求側と同一の方法で減らした認証識別データＹ１’と、前記認証請求側から受信した認証暗号データＹ１’とを比較し、両値が一致しているときに認証ＯＫと判断する処理をカスケードに実行する認証システム。
本発明の認証システムによると次の如き実用上の顕著な効果を有する。即ち、一般的な認証暗号信号は、計算量的安全性に依拠した高度暗号技術で暗号化して送付されるが、本発明では認証暗号信号を乱数に置き換えて通信し、この乱数から抽出される相手確認認証アルゴリズムを最初の通信開始から毎回カスケードに関連づけてワンタイムの使い捨てとする。その結果、通信回線を傍受して相手確認認証アルゴリズム解読を試みても送信される乱数と認証暗号信号の関係は全くアルゴリズムが存在しない乱数と乱数の関係となるので通信回線傍受による解読は完全に不可能であるから、認証暗号信号自体は暗号化しないで通信回線に送信することができるようになると共に、不法行為者が携帯電話機の認証識別子及び相手確認認証アルゴリズムを製造業者又は流通過程などで、携帯電話機の記憶媒体（ＲＯＭ）から不法に複写して盗み出し、いわゆるクローン携帯電話機を製作して“なりすまし”を試みても、前記相手確認認証アルゴリズムがカスケードに関連づけてある為、不法行為者は前記乱数と認証暗号データをユーザが通信開始時から継続的に全て盗聴し、データベースに蓄積して解析しなければならず“なりすまし”は極めて困難であり、万一、不法行為者がクローン携帯電話機を使用して“なりすまし”に成功しても、ユーザの携帯電話機は不法行為者が“なりすまし”を実行した時点で無効化されるため、ユーザは“なりすまし”が行われたことに気づくことになり、不法行為者が“なりすまし”を継続して実行することは困難となる。
ユーザ認証においては、通常、ワンタイムの使い捨て相手確認認証信号は、過去の全ての通信履歴を継続的に記録管理して同じワンタイム相手確認認証信号が繰り返すことを避ける方法がとられているが、本発明では、過去の全ての通信履歴を継続的に記録管理することなく、直前に使用した固有値Ｎを記録し、ワンタイムの使い捨て相手確認認証信号を確立することができる。その結果、通信事業者の認証サーバ内のメモリを節約し、プログラムを簡素化することができる。
（１）認証請求側では、２組の乱数データＲ１、Ｒ２のそれぞれについて、予め定めた少なくとも一つの非公開の固有値Ｎをパラメータとして、所定の暗号化アルゴリズムを実行して２つの暗号化データｙ１とｙ２を求め、求められた２つの暗号化データｙ１とｙ２の排他的論理和を取って排他的論理和値Ｙを求め、前記２組の乱数データＲ１、Ｒ２とともに認証側に送信し、
認証側では、受信した前記２組の乱数データＲ１、Ｒ２と予め認証請求側から非公開で登録した認証請求側と同じ値の初期値に基づく固有値Ｎをパラメータとして前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して２つの暗号化データｙ１とｙ２を求め、求められた２つの暗号化データｙ１とｙ２の排他的論理和を取って排他的論理和値Ｙを求め、求められた排他的論理和値Ｙと前記認証請求側から受信した排他的論理和値Ｙとを比較し、両値が一致しているときに認証ＯＫと判断する認証システム。
（２）認証請求側では、初期状態の２組の乱数データＲ０１、Ｒ０２のそれぞれについて、予め定めた少なくとも一つの非公開の固有値Ｎ０をパラメータとして、所定の暗号化アルゴリズムを実行して２つの暗号化データｙ０１とｙ０２を求め、求められた２つの暗号化データｙ０１とｙ０２の排他的論理和を取って排他的論理和値Ｙ０を求め、前記２組の乱数データＲ０１、Ｒ０２とともに認証側に送信し、
引き続く認証請求側では、前記暗号化データｙ０１とｙ０２のいずれかを予め定めた方法で選択し割り当てた固有値Ｎ１と、新たな２組の乱数データＲ１１、Ｒ１２のそれぞれについて、前記固有値Ｎ１をパラメータとして、前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して得られた２つの暗号化データｙ１１とｙ１２の俳他的論理和を取って得られた排他的論理和値Ｙ１を求め、前記２組の乱数データＲ１１、Ｒ１２とともに認証側に送信し、
認証側では、受信した前記２組の乱数データＲ０１、Ｒ０２と予め認証請求側から非公開で登録された前記認証請求側と同じ値の固有値Ｎ０をパラメータとして前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して得られた２つの暗号化データｙ０１とｙ０２の排他的論理和を取って得られた排他的論理和値Ｙ０を求め、前記認証請求側から受信した排他的論理和値Ｙ０とを比較し、両値が一致しているときに認証ＯＫと判断し、
前記引き続く認証側では、前記暗号化データｙ０１とｙ０２のいずれかを予め定め認証請求側と同一の方法で選択し割当てた固有値Ｎ１と、受信した前記新たな２組の乱数データＲ１１、Ｒ１２のそれぞれについて、前記固有値Ｎ１をパラメータとして、前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して得られた２つの暗号化データｙ１１とｙ１２の排他的論理和を取って得られた排他的論理和値Ｙ１を求め、前記認証請求側から受信した排他的論理和値Ｙ１とを比較し、両値が一致しているときに認証ＯＫと判断する処理をカスケードに実行する認証システム。
（３）認証請求側には、２組の乱数データＲ１、Ｒ２を出力する乱数発生部と、
予め定めた少なくとも一つの非公開の固有値Ｎをパラメータとして、所定の暗号化アルゴリズムを実行して得られた２つの暗号化データｙ１とｙ２を求める暗号化部と、
求められた前記２つの暗号化データｙ１とｙ２の排他的論理和値Ｙを取る排他的論理和部と、
前記排他的論理和値Ｙと、前記２組の乱数データＲ１、Ｒ２を認証側に送信する送信部とを備え、
認証側には、前記送信部から送信されたデータを受信する受信部と、
前記受信部で受信した前記２組の乱数データＲ１、Ｒ２と予め認証請求側から非公開で登録した認証請求側と同じ値の初期値に基づく固有値Ｎをパラメータとして前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して２つの暗号化データｙ１とｙ２を求める復号化部と、
前記復号化部から出力される２つの暗号化データｙ１とｙ２の排他的論理和を取って排他的論理和値Ｙを出力する排他的論理和部と、
前記排他的論理和部で得られた排他的論理和値Ｙと、前記認証請求側から受信した排他的論理和値Ｙとを比較し、両値が一致しているときに認証ＯＫと判断する比較部とを備えている認証システム。
（４）上記（２）における引き続く認証請求側では、前記暗号化データｙ１１とｙ１２のいずれかを予め定めた方法で選択し割り当てた固有値Ｎ２と新たな２組の乱数データＲ２１、Ｒ２２のそれぞれについて、前記固有値Ｎ２をパラメータとして、前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して得られた２つの暗号化データｙ２１とｙ２２の排他的論理和を取って得られた排他的論理和値Ｙ２を求め、前記２組の乱数データＲ２１、Ｒ２２とともに認証側に送信し、
前記引き続く認証側では、前記暗号化データｙ１１とｙ１２のいずれかを予め定めた認証請求側と同一の方法で選択し割り当てた固有値Ｎ２と、受信した前記新たな２組の乱数データＲ２１、Ｒ２２のそれぞれについて、前記固有値Ｎ２をパラメータとして、前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して得られた２つの暗号化データｙ２１とｙ２２の排他的論理和を取って得られた排他的論理和値Ｙ２を求め、前記認証請求側から受信した排他的論理和値Ｙ２とを比較し、両値が一致しているときに認証ＯＫと判断する処理をカスケードに実行する認証システム。
（５）初期状態の前記固有値Ｎ０は、認証請求側と認証側のみが既知で非公開情報である上記（２）または（４）の認証システム。
（６）前記固有値Ｎ０は、認証請求者毎に定められたＩＤ（認証識別子）である上記（１）乃至（５）のいずれかの認証システム。
（７）前記認証請求側と前記認証側間のデータ伝送は、通信回線を介して行われる上記（１）乃至（６）のいずれかの認証システム。
（８）前記固有値Ｎ０は、携帯電話機個々で定められた固有値である上記（１）乃至（７）のいずれかの認証システム。
（９）前記認証対象は、通信端末である上記（１）乃至（７）のいずれかの認証システム。
（１０）前記認証対象は、通信を行う通信者である上記（１）乃至（７）のいずれかの認証システム。
（１１）前記所定の暗号化アルゴリズムは、一方向性関数の演算処理である上記（１）乃至（１０）のいずれかの認証システム。
（１２）前記一方向性関数の演算処理は、２種類の乱数をＲ１とＲ２、固有値をＮ、暗号化データをｙ１とｙ２としたとき、
ｙ１＝（Ｒ１＋Ｎ）ｍｏｄ Ｎ Ｒ１＞Ｎ
ｙ２＝（Ｒ２＋Ｎ）ｍｏｄ Ｎ Ｒ２＞Ｎ
を実行し、暗号化データｙ１とｙ２を求め、求められた２つの暗号化データｙ１とｙ２の排他的論理和を取って排他的論理和値Ｙを求め、求められた排他的論理和値Ｙの桁数を予め定めた方法で減らしてＹ’を求め、乱数Ｒ１とＲ２を既知の数値としてＮからＹ’を求めることを順方向計算とし、Ｙ’からＮを求めることを逆方向計算とそれぞれ定義し、順方向計算は容易に計算できるが、前記排他的論理和値Ｙの桁数を予め定めた方法で減らして得られたＹ’からＮを求める逆方向計算は計算式が存在しないことにより計算不可能となり、固有値Ｎの盗聴、詐取を防止する上記（１１）の認証システム。
（１３）認証請求側では、２組の乱数データＲ１、Ｒ２のそれぞれについて、予め定めた少なくとも一つの非公開で１６進法の２桁以上で２進法の最上位桁に１を割り当てた固有値Ｎをパラメータとして、所定の暗号化アルゴリズムを実行して２つの暗号化データｙ１とｙ２を求め、求められた２つの暗号化データｙ１とｙ２の排他的論理和を取って排他的論理和値Ｙを求め、求められた前記排他的論理和値Ｙの桁数を予め定めた方法で減らした認証暗号データＹ’と、前記２組の乱数データＲ１、Ｒ２とともに認証側に送信し、
認証側では、受信した前記２組の乱数データＲ１、Ｒ２と予め認証請求側から非公開で登録した認証請求側と同じ値の初期値に基づく固有値Ｎをパラメータとして前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して２つの暗号化データｙ１とｙ２を求め、求められた２つの暗号化データｙ１とｙ２の排他的論理和を取って排他的論理和値Ｙを求め、求められた排他的論理和値Ｙの桁数を予め定めた認証請求側と同一の方法で減らした認証識別データＹ’と、前記認証請求側から受信した認証暗号データＹ’とを比較し、両値が一致しているときに認証ＯＫと判断する認証システム。
（１４）認証請求側では、初期状態の２組の乱数データＲ０１、Ｒ０２のそれぞれについて、予め定めた少なくとも一つの非公開で１６進法の２桁以上で２進法の最上位桁に１を割り当てた固有値Ｎ０をパラメータとして、所定の暗号化アルゴリズムを実行して２つの暗号化データｙ０１とｙ０２を求め、求められた２つの暗号化データｙ０１とｙ０２の排他的論理和を取って排他的論理和値Ｙ０を求め、求められた排他的論理和値Ｙ０の桁数を予め定めた方法で減らした認証暗号データＹ０’を前記２組の乱数データＲ０１、Ｒ０２とともに認証側に送信し、
引き続く認証請求側では、前記２つの暗号化データｙ０１とｙ０２のいずれかを予め定めた方法で選択して２進値に変換し、最上位桁が常に１となるようにして割り当てた値を固有値Ｎ１として、新たな２組の乱数データＲ１１、Ｒ１２のそれぞれについて、前記固有値Ｎ１をパラメータとして、前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して得られた２つの暗号化データｙ１１とｙ１２の排他的論理和を取って得られた排他的論理和値Ｙ１を求め、求められた排他的論理和値Ｙ１の桁数を予め定めた方法で減らした認証暗号データＹ１’を前記２組の乱数データＲ１１、Ｒ１２とともに認証側に送信し、
認証側では、受信した前記２組の乱数データＲ０１、Ｒ０２と予め認証請求側から非公開で登録された認証請求側と同じ値の固有値Ｎ０をパラメータとして前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して得られた２つの暗号化データｙ０１とｙ０２の排他的論理和を取って得られた排他的論理和値Ｙ０を求め、求められた排他的論理和値Ｙ０の桁数を予め定めた認証請求側と同一の方法で減らした認証識別データＹ０’を前記認証請求側から受信した認証暗号データＹ０’と比較し、両値が一致しているときに認証ＯＫと判断し、
前記引き続く認証側では、前記２つの暗号化データｙ０１とｙ０２のいずれかを予め定めた認証請求側と同一の方法で選択して２進値に変換し、最上位桁が常に１となるようにして割り当てた値を固有値Ｎ１とし、受信した前記新たな２組の乱数データＲ１１、Ｒ１２のそれぞれについて、前記固有値Ｎ１をパラメータとして、前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して得られた２つの暗号化データｙ１１とｙ１２の排他的論理和を取って得られた排他的論理和値Ｙ１を求め、求められた排他的論理和値Ｙ１の桁数を予め定めた認証請求側と同一の方法で減らした認証識別データＹ１’と、前記認証請求側から受信した認証暗号データＹ１’とを比較し、両値が一致しているときに認証ＯＫと判断する処理をカスケードに実行する認証システム。
本発明の認証システムによると次の如き実用上の顕著な効果を有する。即ち、一般的な認証暗号信号は、計算量的安全性に依拠した高度暗号技術で暗号化して送付されるが、本発明では認証暗号信号を乱数に置き換えて通信し、この乱数から抽出される相手確認認証アルゴリズムを最初の通信開始から毎回カスケードに関連づけてワンタイムの使い捨てとする。その結果、通信回線を傍受して相手確認認証アルゴリズム解読を試みても送信される乱数と認証暗号信号の関係は全くアルゴリズムが存在しない乱数と乱数の関係となるので通信回線傍受による解読は完全に不可能であるから、認証暗号信号自体は暗号化しないで通信回線に送信することができるようになると共に、不法行為者が携帯電話機の認証識別子及び相手確認認証アルゴリズムを製造業者又は流通過程などで、携帯電話機の記憶媒体（ＲＯＭ）から不法に複写して盗み出し、いわゆるクローン携帯電話機を製作して“なりすまし”を試みても、前記相手確認認証アルゴリズムがカスケードに関連づけてある為、不法行為者は前記乱数と認証暗号データをユーザが通信開始時から継続的に全て盗聴し、データベースに蓄積して解析しなければならず“なりすまし”は極めて困難であり、万一、不法行為者がクローン携帯電話機を使用して“なりすまし”に成功しても、ユーザの携帯電話機は不法行為者が“なりすまし”を実行した時点で無効化されるため、ユーザは“なりすまし”が行われたことに気づくことになり、不法行為者が“なりすまし”を継続して実行することは困難となる。
ユーザ認証においては、通常、ワンタイムの使い捨て相手確認認証信号は、過去の全ての通信履歴を継続的に記録管理して同じワンタイム相手確認認証信号が繰り返すことを避ける方法がとられているが、本発明では、過去の全ての通信履歴を継続的に記録管理することなく、直前に使用した固有値Ｎを記録し、ワンタイムの使い捨て相手確認認証信号を確立することができる。その結果、通信事業者の認証サーバ内のメモリを節約し、プログラムを簡素化することができる。
第１図は、本発明による認証システムの一実施例における認証請求（送信）側のシステム構成図である。
第２図は、本発明による認証システムの一実施例における認証（受信）側のシステム構成図である。
第３図は、従来の携帯電話機の認証処理の手順を示すシステム構成図である。
第２図は、本発明による認証システムの一実施例における認証（受信）側のシステム構成図である。
第３図は、従来の携帯電話機の認証処理の手順を示すシステム構成図である。
以下、本発明による認証システムの実施例について説明する。
一般のユーザ認証技術は、通信回線で傍受解読を避けるために認証暗号データを計算量的安全性に依拠した高度暗号技術で暗号化して送付されるが、本発明では認証暗号データを乱数に置き換えて通信し、この乱数から抽出される相手確認認証アルゴリズムを最初の通信開始から毎回カスケードに関連づけてワンタイムの使い捨てとする。その結果、通信回線を傍受して相手確認認証アルゴリズム解読を試みても送信される乱数Ｒ１、Ｒ２と認証暗号データＹ’の関係は全くアルゴリズムが存在しない乱数と乱数の関係となるので通信回線傍受による解読は完全に不可能であるから、認証暗号データ自体は暗号化しないで通信回線に送信することができるようになると共に過去の通信履歴から乱数データＲ１、Ｒ２と認証暗号データＹ’の数値を模倣して“なりすまし”を試みても、乱数Ｒ１、Ｒ２と認証暗号データＹ’の関係が偶然一致することを除き、合理的に“なりすまし”をすることは不可能となり、乱数Ｒ１、Ｒ２と認証暗号データの関係が偶然に一致する確率は乱数Ｒ１、Ｒ２と認証暗号データＹ’の２進値の総当り数に反比例するので、乱数Ｒ１、Ｒ２と認証暗号データＹ’の２進値の全ての乗算値が少なくとも１２８桁（１２８ビット）以上になるような乱数データＲ１、Ｒ２と認証暗号データＹ’を選択することにより、偶然一致による“なりすまし”を殆ど防止することができる。
ユーザ認証においては、通常、ワンタイムの使い捨て相手確認認証信号は、過去の全ての通信履歴を継続的に記録管理して同じワンタイム相手確認認証信号が繰り返すことを避ける方法がとられているが、本発明では、認証暗号データを乱数に置き換えて通信し、この乱数から抽出される相手確認認証アルゴリズムを最初の通信開始から毎回カスケードに関連付けてワンタイムの使い捨てとすることにより、過去の全ての通信履歴を継続的に記録管理することなく、直前に使用した固有値Ｎを記録し、ワンタイムの使い捨て相手確認認証信号を確立することができる。その結果、通信事業者の認証サーバ内のメモリを節約し、プログラムを簡素化することができる。
図１は、本発明による認証システムの一実施例における認証請求側としての送信側のシステム構成図である。
本実施例では、送信側である認証請求側に、乱数発生部１１、乱数選択部１２、暗号化部１３、排他的論理和（ＥＸ−ＯＲ）部１４、送信部１５を備える。
乱数選択部１２は、乱数発生部１１で発生された乱数から所望の乱数データを選択して出力するもので、本実施例では、２つの乱数データＲ１とＲ２を出力する。２つの乱数データＲ１とＲ２は、乱数発生部１１から発生される乱数から、例えば２５６ビットの乱数データを２組切り出して出力する。乱数発生部１１から異なる２組の乱数データＲ１とＲ２が得られるような構成であれば、乱数選択部１２は必ずしも必要ではない。ここで、乱数は真性乱数が好ましいが、疑似乱数であっても適用可能である。
暗号化部１３は、乱数選択部１２から出力される２組の乱数データＲ１、Ｒ２と、予め定めた少なくとも一つの、例えば、１２８ビットで最上位桁の数値が２進法の１を割り当てた固有値Ｎをパラメータとして入力とし、所定の暗号化アルゴリズム、例えば、（１）及び（２）式に示すような一方向性関数を実行して暗号化された暗号化データｙ１とｙ２の排他的論理和を取って得られた排他的論理和値Ｙを求めて、求められた排他的論理和値Ｙの桁数を予め定めた方法で減らして認証暗号データＹ’として前記２組の乱数データＲ１、Ｒ２とともに受信側である認証側に送信する。
ｙ１＝（Ｒ１＋Ｎ）ｍｏｄ Ｎ Ｒ１＞Ｎ （１）
ｙ２＝（Ｒ２＋Ｎ）ｍｏｄ Ｎ Ｒ２＞Ｎ （２）
こうして得られた認証暗号データＹ’と２組の乱数データＲ１、Ｒ２か送信部１５から通信回線に向けて送信される。
図１に示す送信側の構成と動作を以下より具体的に説明する。
先ず、初期段階の乱数発生部１１で発生された異なる２組のそれぞれ、例えば、２５６ビットの乱数データＲ０１とＲ０２が暗号化部１３に出力される。暗号化部１３には、認証請求側の、特別な、例えば、１２８ビットで最上位桁の数値が２進法の１を割り当てた固有値Ｎ０をパラメータとして入力されている。この固有値Ｎ０としては、例えばＩＤ（認証識別子）を用いることができる。
暗号化部１３は、かかる乱数データＲ０１、Ｒ０２及び固有値Ｎ０を用いて上記（１）及び（２）式のような関数演算を実行する。ここで、固有値Ｎ０＜乱数データＲ０１又はＲ０２とする。
２組の乱数データＲ０１、Ｒ０２のそれぞれに対して下記（３）及び（４）式による２つの暗号化データｙ０１とｙ０２が得られる。すなわち、
ｙ０１＝（Ｒ０１＋Ｎ０）ｍｏｄ Ｎ０ （３）
ｙ０２＝（Ｒ０２＋Ｎ０）ｍｏｄ Ｎ０ （４）
こうして得られた２つの暗号化データｙ０１とｙ０２は、排他的論理和部１４で、次のような排他的論理和の処理が実行され、排他的論理和値Ｙ０を求め、求められた排他的論理和値Ｙ０の桁数を予め定めた方法で減らした認証暗号データＹ０’が得られる。
Ｙ０＝ｙ０１（ＥＸ−ＯＲ）ｙ０２ （５）
ここで、ｙ０１（ＥＸ−ＯＲ）ｙ０２は、ｙ０１とｙ０２の排他的論理和を示す。
この認証暗号データＹ０’と２組の乱数データＲ０１、Ｒ０２が、通信回線を介して認証側に送信される。この認証暗号データＹ０’は、一方向性相手確認認証信号である。
さて、一方、認証側では、認証請求側から送信された乱数データＲ０１、Ｒ０２及び固有値Ｎ０が渡されている。固有値Ｎ０は、非公開とし、認証側に手渡しのような、他の媒体を介在させずに渡され、乱数データＲ０１、Ｒ０２のデータは通信回線を介して送信される。
本発明が適用されるシステムにおいては、認証請求側と認証側との間で使用される上記（１）及び（２）式の関数が取り決められており、お互いに既知である。そして、固有値Ｎ０と乱数データＲ０１、Ｒ０２も既知であるから、認証側においては、認証請求側における上記（３）、（４）式による関演算を実行でき、暗号化データｙ０１とｙ０２が求められる。
したがって、求められた暗号化データｙ０１とｙ０２を用いて（５）式により排他的論理和値Ｙ０を求め、求められた排他的論理和値Ｙ０の桁数を予め定めた認証請求側と同一の方法で桁数を減らして認証識別データＹ０’が得られる。一方、認証暗号データＹ０’は通信回線を介して認証請求側から送出されているから、認証側では、受信した認証暗号データＹ０’と、上記得られた暗号化データｙ０１とｙ０２の排他的論理和の結果、得られた排他的論理和値Ｙ０に予め定めた桁数を認証請求側と同一方法で減らして得られる認証識別データＹ０’が一致していれば、認証請求側と認証側間で秘密裏に所持するパラメータが一致していることを示し、認証請求者が本人であると認証することができる。
図２には、かかる動作を実行する認証側のシステム構成図が示されている。
通信回線を介して送信される認証暗号データＹ０’、乱数データＲ０１及びＲ０２を受信部２１で受信し、復号化部２２において、固有値Ｎ０、乱数データＲ０１及びＲ０２に基づいて上記（３）、（４）式を演算し、暗号化データｙ０１とｙ０２を得る。得られた暗号化データｙ０１とｙ０２を用いて、排他的論理和部２３で（５）式に従って排他的論理和演算が実行され、排他的論理和値Ｙ０を求めて、求められた排他的論理和値Ｙ０の桁数を予め定めた認証請求側と同一の方法で減らして認証識別データＹ０’を得る。得られた認証識別データＹ０’は、比較部２４により受信部２１で受信した認証暗号データＹ０’と比較される。比較の結果、両値が一致していれば、認証ＯＫで本人と判断され、不一致であれば、認証不可で本人ではないと判断する。この認証判断結果は、送信部２５から通信回線を介して認証請求側に送信される。
ここで、次回の認証時に用いる固有値Ｎ１として暗号化データｙ０１とｙ０２のいずれかを用いることを予め認証請求側と認証側の約束事とする。例えば、次回認証時に認証請求側で選択する固有値Ｎ１としては暗号化データｙ０１を用いることとする。初期時のＮ値としての固有値Ｎ０は、前述のように認証請求者のＩＤ等の、例えば、１２８ビットで最上位桁の数値が２進法の１を割り当てた固有値とするが、次回以降のＮ値を初期固有値Ｎ０の桁数と同一桁数とするため、選択された暗号化データｙ０１の２進法の最上位桁に固定値１を割り当て、第２回目の固有値Ｎ１とし、第２回目以降も同様な処理を行う。この処理は、認証請求側及び認証側双方でそれぞれ実施される。その後の実際の運用時には、認証回数が最初から数えてｎ回目とすれば直前の認証処理で用いられた暗号化データｙ（ｎ−１）１を用いることとする。
次の第２回目の認証のタイミングでは、認証請求側では、固有値Ｎ１として暗号化データｙ０１を与え、同様に乱数発生部１１から異なる２組の乱数データＲ１ １、Ｒ１２を取り出し、上記（３）式と（４）式と同様に、暗号化データｙ１１とｙ１２を下記（６）、（７）式により求める。
ｙ１１＝（Ｒ１１＋Ｎ１）ｍｏｄ Ｎ１ Ｒ１１＞Ｎ１ （６）
ｙ１２＝（Ｒ１２＋Ｎ１）ｍｏｄ Ｎ１ Ｒ１２＞Ｎ１ （７）
こうして得られた２つの暗号化データｙ１１とｙ１２は排他的論理和部１４で、次のような（８）式に従う排他的論理和演算が実行され、排他的論理和値Ｙ１を求め、求められた排他的論理和値Ｙ１の桁数を予め定めた方法で減らし最終的に送出する認証暗号データＹ１’が得られる。
Ｙ１＝ｙ１１（ＥＸ−ＯＲ）ｙ１２ （８）
したがって、認証請求側の送信部１５からは、（３）式で求めたｙ０１をデータの最上位桁の数値が２進法の１を割り当てた固有値Ｎ１としたＮ１値、２組の乱数データＲ１１、Ｒ１２及び上記（８）式で排他的論理和値Ｙ１を求め、求めた排他的論理和値Ｙ１の桁数を予め定めた方法で減らした認証暗号データＹ１’として通信回線を介して認証側に送信されることになる。
認証側では、受信部２１で受信した乱数データＲ１１、Ｒ１２と、前記認証請求側で選択された暗号化データｙ０１と同一の暗号化データを認証側で前記（３）式により求められたｙ０１を選択し、選択された暗号化データｙ０１を２進値に変換し、最上位桁が常に１となるように割り当てた固有値Ｎ１を用いて、復号化部２２において、上記（６）式と（７）式に基づいて暗号化データｙ１１とｙ１２を求める。得られた暗号化データｙ１１、とｙ１２は、排他的論理和部２３で（８）式による排他的論理和処理が実行され、排他的論理和値Ｙ１が求まり、求められた排他的論理和値Ｙ１の桁数を予め定めた認証請求側と同一の方法で減らして認証識別データＹ１’が求まる。
比較部２４は、こうして排他的論理和部２３で得られた認証識別データＹ１’と、受信部２１で認証請求側から送出され、認証側で受信した認証暗号データＹ１’とを比較する。比較の結果、両値が一致していれば、認証ＯＫで本人と判断され、不一致であれば、認証不可で本人ではないと判断する。この認証判断結果は、送信部２５から通信回線を介して認証請求側に送出される。
同様な認証処理は引き続く認証処理においても実行される。
例えば、第３回目の認証のタイミングでは、認証請求側では、同様に、当該認証時に用いる固有値Ｎ２として前回の認証時に得た暗号化データｙ１１を用いる。そして、乱数発生部１１から２組の乱数データＲ２１、Ｒ２２を取り出し、上記（３）式と（４）式と同様に、暗号化データｙ２１とｙ２２を（９）式と（１０）式により求める。
ｙ２１＝（Ｒ２１＋Ｎ２）ｍｏｄ Ｎ２ Ｒ２１＞Ｎ２ （９）
ｙ２２＝（Ｒ２２＋Ｎ２）ｍｏｄ Ｎ２ Ｒ２２＞Ｎ２ （１０）
こうして得られた２つの暗号化データｙ２１とｙ２２は排他的論理和部１４で、次の（１１）式に従う排他的論理和演算が実行され、排他的論理和値Ｙ２が求められ、求められた排他的論理和値Ｙ２の桁数を予め定めた方法で減らし最終的に送信する認証暗号データＹ２’が得られる。
Ｙ２＝ｙ２１（ＥＸ−ＯＲ）ｙ２２ （１１）
したがって、認証請求側の送信部１５からは、２組の乱数データＲ２１、Ｒ２２及び上記（１１）式で求めた排他的論理和値Ｙ２を予め定めた方法で桁数を減らして求められた認証暗号データＹ２’が通信回線を介して認証側に送信されることになる。
認証側の受信側では、受信部２１により受信した乱数データＲ２１、Ｒ２２及び前記認証請求側で選択された暗号化データｙ１１と同一の暗号化データｙ１１を認証側で前記（６）式により求められたｙ１１を選択し、選択された暗号化データｙ１１を２進値に変換し、最上位桁が常に１となるように割り当てた固有値Ｎ２を用いて、復号化部２２において、上記（９）式と（１０）式に基づいて暗号化データｙ２１とｙ２２を求める。得られた暗号化データｙ２１とｙ２２は、排他的論理和部２３で（１１）式による排他的論理和処理が実行され、排他的論理和値Ｙ２が求まり、求められた排他的論理和値Ｙ２の桁数を予め定められた認証請求側と同一の方法で減らして認証識別データＹ２’が求まる。
比較部２４は、こうして排他的論理和部２３で得られた認証識別データＹ２’と、受信部２１で認証請求側から送出され、受信した認証暗号データＹ２’とを比較する。比較の結果、両値が一致していれば、認証ＯＫで本人と判断され、不一致であれば、認証不可で本人ではないと判断する。この認証判断結果は、送信部２５から通信回線を介して認証請求側に送出される。
以上の処理が認証請求側と認証側間で各認証請求毎に実行される。
上述システムでは、所定の暗号化アルゴリズムは２つの同一関数に２組の乱数値Ｒ１とＲ２とを既知として１種類の１６進数の２桁以上で２進値の最上位桁が常に１を割り当てた固有値Ｎを代入し、２つの演算処理値ｙ１とｙ２の排他的論理和をとり、この排他的論理和値Ｙを２進値に変換し予め定めた方法で桁数を減らした値Ｙ’を求め、ＮからＹ’を求める計算を順方向計算とし、順方向計算で求められた値Ｙ’から前記２組の乱数Ｒ１とＲ２を代入して前記固有値Ｎを求める計算を逆方向計算とそれぞれ定義する。前記排他的論理和を実行した結果、求められる排他的論理輪値Ｙの２進法の桁数を減らすことによるＮからＹ’の計算は一方向不可逆性の関係が成立し、順方向では計算可能であるが、逆方向は計算不可能であり、総当り法による計算方法で前記固定値Ｎを求めることを試みても複数の値が求められ、断定的に前記固有値Ｎであることを確認することは不可能である。
ここで、データＮ１〜Ｎｎとしてｙ０１〜ｙ（ｎ−１）１を選択してカスケードに代入して使い捨てる場合、Ｒ０１〜Ｒ（ｎ−１）１が乱数であるので、ｙ０１〜ｙ（ｎ−１）１の信号も乱数となり、Ｎの桁数が変動する。つまり、ｙの数値の上位桁に偶然０が発生することによりＮの桁数が減少し、Ｎの桁数が減少すればｙの桁数もそれに従って小さくなり、Ｎとｙの桁数が二度と元の桁数に戻ることはない。その結果、認証請求側と認証側双方において、排他的論理輪値Ｙ、認証暗号データＹ’、認証識別データＹ’の桁数が前記Ｎとｙの桁数が減少するのに一致して減少して、最終的に前記Ｎ１、ｙ１、Ｙ、Ｙ’の値がすべてゼロとなり、相手確認認証信号としての機能は消失し、前記Ｎ１、ｙ１、Ｙ、Ｙ’の値が元の桁数に戻ることはない。前記Ｎ１、ｙ１、Ｙ、Ｙ’の桁数を一定に保つためにｙの２進値の最上位桁に常に１となるように割り当てたｙ０１〜ｙ（ｎ−１）１の最上位から二番目以下の桁の数値をｙ０１〜ｙ（ｎ−１）１の数値の変化に一致して前記Ｎ１〜Ｎｎの２進値の最上位桁の数値に続いて割り当てることによりｙの数値の変化に一致して、Ｎの数値にｙの数値を割り当てる。
上述実施例の説明は、一般的な認証処理についてのものであるが、前述携帯電話機の認証処理に用いることができることは容易に理解できるところである。すなわち、最初に設定するＮ値として、携帯電話機の保有者の格別な固有情報ＩＤを用いれば良い。
以上説明したように、本発明では、一方向性相手確認認証（一方向性関数）において独立に発生した２種類の（２つの）乱数データＲ０１とＲ０２に基づいて（３）式や（４）式の関数演算で得られた暗号化データｙ０１とｙ０２を用いて（５）式に従って排他的論理和処理を実行して得られる排他的論理和値Ｙ０を予め定めた方法で桁数を減らして得られる認証暗号データＹ０’は一方向不可逆性を確保できる。また、最初の登録時には認証請求者のＩＤ等の固有値Ｎ０を秘密に手渡しで認証側に登録し、次回の認証以降は予め取り決めた前回認証処理時に得られた暗号化データ（例えば、ｙ０１）とすることを決めておき、認証請求側から認証側に送出するデータとしては、認証暗号データＹ０’、２種類の乱数データＲ０１とＲ０２だけであり、これらデータ自体はアルゴリズムの関係を有しないから、通信回線からこれらデータを盗聴したとしても“なりすまし”はきわめて困難である。つまり、固有値Ｎは、初期固有値Ｎ０（認証請求者のＩＤ等の秘密情報）から継続するカスケード的に関連するデータであり、過去の通信履歴を記録管理することなく、直前の認証処理で用いられた固有値Ｎのみ記録管理するたけで、他人による“なりすまし”を防止できる。
以上、本発明による認証システムの好適実施例の構成および動作を詳述した。しかし、斯かる実施例は、本発明の単なる例示に過ぎず、何ら本発明を限定するものではない。本発明の要旨を逸脱することなく、特定用途に応じて種々の変形変更が可能であること、当該業者には容易に理解できよう。
一般のユーザ認証技術は、通信回線で傍受解読を避けるために認証暗号データを計算量的安全性に依拠した高度暗号技術で暗号化して送付されるが、本発明では認証暗号データを乱数に置き換えて通信し、この乱数から抽出される相手確認認証アルゴリズムを最初の通信開始から毎回カスケードに関連づけてワンタイムの使い捨てとする。その結果、通信回線を傍受して相手確認認証アルゴリズム解読を試みても送信される乱数Ｒ１、Ｒ２と認証暗号データＹ’の関係は全くアルゴリズムが存在しない乱数と乱数の関係となるので通信回線傍受による解読は完全に不可能であるから、認証暗号データ自体は暗号化しないで通信回線に送信することができるようになると共に過去の通信履歴から乱数データＲ１、Ｒ２と認証暗号データＹ’の数値を模倣して“なりすまし”を試みても、乱数Ｒ１、Ｒ２と認証暗号データＹ’の関係が偶然一致することを除き、合理的に“なりすまし”をすることは不可能となり、乱数Ｒ１、Ｒ２と認証暗号データの関係が偶然に一致する確率は乱数Ｒ１、Ｒ２と認証暗号データＹ’の２進値の総当り数に反比例するので、乱数Ｒ１、Ｒ２と認証暗号データＹ’の２進値の全ての乗算値が少なくとも１２８桁（１２８ビット）以上になるような乱数データＲ１、Ｒ２と認証暗号データＹ’を選択することにより、偶然一致による“なりすまし”を殆ど防止することができる。
ユーザ認証においては、通常、ワンタイムの使い捨て相手確認認証信号は、過去の全ての通信履歴を継続的に記録管理して同じワンタイム相手確認認証信号が繰り返すことを避ける方法がとられているが、本発明では、認証暗号データを乱数に置き換えて通信し、この乱数から抽出される相手確認認証アルゴリズムを最初の通信開始から毎回カスケードに関連付けてワンタイムの使い捨てとすることにより、過去の全ての通信履歴を継続的に記録管理することなく、直前に使用した固有値Ｎを記録し、ワンタイムの使い捨て相手確認認証信号を確立することができる。その結果、通信事業者の認証サーバ内のメモリを節約し、プログラムを簡素化することができる。
図１は、本発明による認証システムの一実施例における認証請求側としての送信側のシステム構成図である。
本実施例では、送信側である認証請求側に、乱数発生部１１、乱数選択部１２、暗号化部１３、排他的論理和（ＥＸ−ＯＲ）部１４、送信部１５を備える。
乱数選択部１２は、乱数発生部１１で発生された乱数から所望の乱数データを選択して出力するもので、本実施例では、２つの乱数データＲ１とＲ２を出力する。２つの乱数データＲ１とＲ２は、乱数発生部１１から発生される乱数から、例えば２５６ビットの乱数データを２組切り出して出力する。乱数発生部１１から異なる２組の乱数データＲ１とＲ２が得られるような構成であれば、乱数選択部１２は必ずしも必要ではない。ここで、乱数は真性乱数が好ましいが、疑似乱数であっても適用可能である。
暗号化部１３は、乱数選択部１２から出力される２組の乱数データＲ１、Ｒ２と、予め定めた少なくとも一つの、例えば、１２８ビットで最上位桁の数値が２進法の１を割り当てた固有値Ｎをパラメータとして入力とし、所定の暗号化アルゴリズム、例えば、（１）及び（２）式に示すような一方向性関数を実行して暗号化された暗号化データｙ１とｙ２の排他的論理和を取って得られた排他的論理和値Ｙを求めて、求められた排他的論理和値Ｙの桁数を予め定めた方法で減らして認証暗号データＹ’として前記２組の乱数データＲ１、Ｒ２とともに受信側である認証側に送信する。
ｙ１＝（Ｒ１＋Ｎ）ｍｏｄ Ｎ Ｒ１＞Ｎ （１）
ｙ２＝（Ｒ２＋Ｎ）ｍｏｄ Ｎ Ｒ２＞Ｎ （２）
こうして得られた認証暗号データＹ’と２組の乱数データＲ１、Ｒ２か送信部１５から通信回線に向けて送信される。
図１に示す送信側の構成と動作を以下より具体的に説明する。
先ず、初期段階の乱数発生部１１で発生された異なる２組のそれぞれ、例えば、２５６ビットの乱数データＲ０１とＲ０２が暗号化部１３に出力される。暗号化部１３には、認証請求側の、特別な、例えば、１２８ビットで最上位桁の数値が２進法の１を割り当てた固有値Ｎ０をパラメータとして入力されている。この固有値Ｎ０としては、例えばＩＤ（認証識別子）を用いることができる。
暗号化部１３は、かかる乱数データＲ０１、Ｒ０２及び固有値Ｎ０を用いて上記（１）及び（２）式のような関数演算を実行する。ここで、固有値Ｎ０＜乱数データＲ０１又はＲ０２とする。
２組の乱数データＲ０１、Ｒ０２のそれぞれに対して下記（３）及び（４）式による２つの暗号化データｙ０１とｙ０２が得られる。すなわち、
ｙ０１＝（Ｒ０１＋Ｎ０）ｍｏｄ Ｎ０ （３）
ｙ０２＝（Ｒ０２＋Ｎ０）ｍｏｄ Ｎ０ （４）
こうして得られた２つの暗号化データｙ０１とｙ０２は、排他的論理和部１４で、次のような排他的論理和の処理が実行され、排他的論理和値Ｙ０を求め、求められた排他的論理和値Ｙ０の桁数を予め定めた方法で減らした認証暗号データＹ０’が得られる。
Ｙ０＝ｙ０１（ＥＸ−ＯＲ）ｙ０２ （５）
ここで、ｙ０１（ＥＸ−ＯＲ）ｙ０２は、ｙ０１とｙ０２の排他的論理和を示す。
この認証暗号データＹ０’と２組の乱数データＲ０１、Ｒ０２が、通信回線を介して認証側に送信される。この認証暗号データＹ０’は、一方向性相手確認認証信号である。
さて、一方、認証側では、認証請求側から送信された乱数データＲ０１、Ｒ０２及び固有値Ｎ０が渡されている。固有値Ｎ０は、非公開とし、認証側に手渡しのような、他の媒体を介在させずに渡され、乱数データＲ０１、Ｒ０２のデータは通信回線を介して送信される。
本発明が適用されるシステムにおいては、認証請求側と認証側との間で使用される上記（１）及び（２）式の関数が取り決められており、お互いに既知である。そして、固有値Ｎ０と乱数データＲ０１、Ｒ０２も既知であるから、認証側においては、認証請求側における上記（３）、（４）式による関演算を実行でき、暗号化データｙ０１とｙ０２が求められる。
したがって、求められた暗号化データｙ０１とｙ０２を用いて（５）式により排他的論理和値Ｙ０を求め、求められた排他的論理和値Ｙ０の桁数を予め定めた認証請求側と同一の方法で桁数を減らして認証識別データＹ０’が得られる。一方、認証暗号データＹ０’は通信回線を介して認証請求側から送出されているから、認証側では、受信した認証暗号データＹ０’と、上記得られた暗号化データｙ０１とｙ０２の排他的論理和の結果、得られた排他的論理和値Ｙ０に予め定めた桁数を認証請求側と同一方法で減らして得られる認証識別データＹ０’が一致していれば、認証請求側と認証側間で秘密裏に所持するパラメータが一致していることを示し、認証請求者が本人であると認証することができる。
図２には、かかる動作を実行する認証側のシステム構成図が示されている。
通信回線を介して送信される認証暗号データＹ０’、乱数データＲ０１及びＲ０２を受信部２１で受信し、復号化部２２において、固有値Ｎ０、乱数データＲ０１及びＲ０２に基づいて上記（３）、（４）式を演算し、暗号化データｙ０１とｙ０２を得る。得られた暗号化データｙ０１とｙ０２を用いて、排他的論理和部２３で（５）式に従って排他的論理和演算が実行され、排他的論理和値Ｙ０を求めて、求められた排他的論理和値Ｙ０の桁数を予め定めた認証請求側と同一の方法で減らして認証識別データＹ０’を得る。得られた認証識別データＹ０’は、比較部２４により受信部２１で受信した認証暗号データＹ０’と比較される。比較の結果、両値が一致していれば、認証ＯＫで本人と判断され、不一致であれば、認証不可で本人ではないと判断する。この認証判断結果は、送信部２５から通信回線を介して認証請求側に送信される。
ここで、次回の認証時に用いる固有値Ｎ１として暗号化データｙ０１とｙ０２のいずれかを用いることを予め認証請求側と認証側の約束事とする。例えば、次回認証時に認証請求側で選択する固有値Ｎ１としては暗号化データｙ０１を用いることとする。初期時のＮ値としての固有値Ｎ０は、前述のように認証請求者のＩＤ等の、例えば、１２８ビットで最上位桁の数値が２進法の１を割り当てた固有値とするが、次回以降のＮ値を初期固有値Ｎ０の桁数と同一桁数とするため、選択された暗号化データｙ０１の２進法の最上位桁に固定値１を割り当て、第２回目の固有値Ｎ１とし、第２回目以降も同様な処理を行う。この処理は、認証請求側及び認証側双方でそれぞれ実施される。その後の実際の運用時には、認証回数が最初から数えてｎ回目とすれば直前の認証処理で用いられた暗号化データｙ（ｎ−１）１を用いることとする。
次の第２回目の認証のタイミングでは、認証請求側では、固有値Ｎ１として暗号化データｙ０１を与え、同様に乱数発生部１１から異なる２組の乱数データＲ１ １、Ｒ１２を取り出し、上記（３）式と（４）式と同様に、暗号化データｙ１１とｙ１２を下記（６）、（７）式により求める。
ｙ１１＝（Ｒ１１＋Ｎ１）ｍｏｄ Ｎ１ Ｒ１１＞Ｎ１ （６）
ｙ１２＝（Ｒ１２＋Ｎ１）ｍｏｄ Ｎ１ Ｒ１２＞Ｎ１ （７）
こうして得られた２つの暗号化データｙ１１とｙ１２は排他的論理和部１４で、次のような（８）式に従う排他的論理和演算が実行され、排他的論理和値Ｙ１を求め、求められた排他的論理和値Ｙ１の桁数を予め定めた方法で減らし最終的に送出する認証暗号データＹ１’が得られる。
Ｙ１＝ｙ１１（ＥＸ−ＯＲ）ｙ１２ （８）
したがって、認証請求側の送信部１５からは、（３）式で求めたｙ０１をデータの最上位桁の数値が２進法の１を割り当てた固有値Ｎ１としたＮ１値、２組の乱数データＲ１１、Ｒ１２及び上記（８）式で排他的論理和値Ｙ１を求め、求めた排他的論理和値Ｙ１の桁数を予め定めた方法で減らした認証暗号データＹ１’として通信回線を介して認証側に送信されることになる。
認証側では、受信部２１で受信した乱数データＲ１１、Ｒ１２と、前記認証請求側で選択された暗号化データｙ０１と同一の暗号化データを認証側で前記（３）式により求められたｙ０１を選択し、選択された暗号化データｙ０１を２進値に変換し、最上位桁が常に１となるように割り当てた固有値Ｎ１を用いて、復号化部２２において、上記（６）式と（７）式に基づいて暗号化データｙ１１とｙ１２を求める。得られた暗号化データｙ１１、とｙ１２は、排他的論理和部２３で（８）式による排他的論理和処理が実行され、排他的論理和値Ｙ１が求まり、求められた排他的論理和値Ｙ１の桁数を予め定めた認証請求側と同一の方法で減らして認証識別データＹ１’が求まる。
比較部２４は、こうして排他的論理和部２３で得られた認証識別データＹ１’と、受信部２１で認証請求側から送出され、認証側で受信した認証暗号データＹ１’とを比較する。比較の結果、両値が一致していれば、認証ＯＫで本人と判断され、不一致であれば、認証不可で本人ではないと判断する。この認証判断結果は、送信部２５から通信回線を介して認証請求側に送出される。
同様な認証処理は引き続く認証処理においても実行される。
例えば、第３回目の認証のタイミングでは、認証請求側では、同様に、当該認証時に用いる固有値Ｎ２として前回の認証時に得た暗号化データｙ１１を用いる。そして、乱数発生部１１から２組の乱数データＲ２１、Ｒ２２を取り出し、上記（３）式と（４）式と同様に、暗号化データｙ２１とｙ２２を（９）式と（１０）式により求める。
ｙ２１＝（Ｒ２１＋Ｎ２）ｍｏｄ Ｎ２ Ｒ２１＞Ｎ２ （９）
ｙ２２＝（Ｒ２２＋Ｎ２）ｍｏｄ Ｎ２ Ｒ２２＞Ｎ２ （１０）
こうして得られた２つの暗号化データｙ２１とｙ２２は排他的論理和部１４で、次の（１１）式に従う排他的論理和演算が実行され、排他的論理和値Ｙ２が求められ、求められた排他的論理和値Ｙ２の桁数を予め定めた方法で減らし最終的に送信する認証暗号データＹ２’が得られる。
Ｙ２＝ｙ２１（ＥＸ−ＯＲ）ｙ２２ （１１）
したがって、認証請求側の送信部１５からは、２組の乱数データＲ２１、Ｒ２２及び上記（１１）式で求めた排他的論理和値Ｙ２を予め定めた方法で桁数を減らして求められた認証暗号データＹ２’が通信回線を介して認証側に送信されることになる。
認証側の受信側では、受信部２１により受信した乱数データＲ２１、Ｒ２２及び前記認証請求側で選択された暗号化データｙ１１と同一の暗号化データｙ１１を認証側で前記（６）式により求められたｙ１１を選択し、選択された暗号化データｙ１１を２進値に変換し、最上位桁が常に１となるように割り当てた固有値Ｎ２を用いて、復号化部２２において、上記（９）式と（１０）式に基づいて暗号化データｙ２１とｙ２２を求める。得られた暗号化データｙ２１とｙ２２は、排他的論理和部２３で（１１）式による排他的論理和処理が実行され、排他的論理和値Ｙ２が求まり、求められた排他的論理和値Ｙ２の桁数を予め定められた認証請求側と同一の方法で減らして認証識別データＹ２’が求まる。
比較部２４は、こうして排他的論理和部２３で得られた認証識別データＹ２’と、受信部２１で認証請求側から送出され、受信した認証暗号データＹ２’とを比較する。比較の結果、両値が一致していれば、認証ＯＫで本人と判断され、不一致であれば、認証不可で本人ではないと判断する。この認証判断結果は、送信部２５から通信回線を介して認証請求側に送出される。
以上の処理が認証請求側と認証側間で各認証請求毎に実行される。
上述システムでは、所定の暗号化アルゴリズムは２つの同一関数に２組の乱数値Ｒ１とＲ２とを既知として１種類の１６進数の２桁以上で２進値の最上位桁が常に１を割り当てた固有値Ｎを代入し、２つの演算処理値ｙ１とｙ２の排他的論理和をとり、この排他的論理和値Ｙを２進値に変換し予め定めた方法で桁数を減らした値Ｙ’を求め、ＮからＹ’を求める計算を順方向計算とし、順方向計算で求められた値Ｙ’から前記２組の乱数Ｒ１とＲ２を代入して前記固有値Ｎを求める計算を逆方向計算とそれぞれ定義する。前記排他的論理和を実行した結果、求められる排他的論理輪値Ｙの２進法の桁数を減らすことによるＮからＹ’の計算は一方向不可逆性の関係が成立し、順方向では計算可能であるが、逆方向は計算不可能であり、総当り法による計算方法で前記固定値Ｎを求めることを試みても複数の値が求められ、断定的に前記固有値Ｎであることを確認することは不可能である。
ここで、データＮ１〜Ｎｎとしてｙ０１〜ｙ（ｎ−１）１を選択してカスケードに代入して使い捨てる場合、Ｒ０１〜Ｒ（ｎ−１）１が乱数であるので、ｙ０１〜ｙ（ｎ−１）１の信号も乱数となり、Ｎの桁数が変動する。つまり、ｙの数値の上位桁に偶然０が発生することによりＮの桁数が減少し、Ｎの桁数が減少すればｙの桁数もそれに従って小さくなり、Ｎとｙの桁数が二度と元の桁数に戻ることはない。その結果、認証請求側と認証側双方において、排他的論理輪値Ｙ、認証暗号データＹ’、認証識別データＹ’の桁数が前記Ｎとｙの桁数が減少するのに一致して減少して、最終的に前記Ｎ１、ｙ１、Ｙ、Ｙ’の値がすべてゼロとなり、相手確認認証信号としての機能は消失し、前記Ｎ１、ｙ１、Ｙ、Ｙ’の値が元の桁数に戻ることはない。前記Ｎ１、ｙ１、Ｙ、Ｙ’の桁数を一定に保つためにｙの２進値の最上位桁に常に１となるように割り当てたｙ０１〜ｙ（ｎ−１）１の最上位から二番目以下の桁の数値をｙ０１〜ｙ（ｎ−１）１の数値の変化に一致して前記Ｎ１〜Ｎｎの２進値の最上位桁の数値に続いて割り当てることによりｙの数値の変化に一致して、Ｎの数値にｙの数値を割り当てる。
上述実施例の説明は、一般的な認証処理についてのものであるが、前述携帯電話機の認証処理に用いることができることは容易に理解できるところである。すなわち、最初に設定するＮ値として、携帯電話機の保有者の格別な固有情報ＩＤを用いれば良い。
以上説明したように、本発明では、一方向性相手確認認証（一方向性関数）において独立に発生した２種類の（２つの）乱数データＲ０１とＲ０２に基づいて（３）式や（４）式の関数演算で得られた暗号化データｙ０１とｙ０２を用いて（５）式に従って排他的論理和処理を実行して得られる排他的論理和値Ｙ０を予め定めた方法で桁数を減らして得られる認証暗号データＹ０’は一方向不可逆性を確保できる。また、最初の登録時には認証請求者のＩＤ等の固有値Ｎ０を秘密に手渡しで認証側に登録し、次回の認証以降は予め取り決めた前回認証処理時に得られた暗号化データ（例えば、ｙ０１）とすることを決めておき、認証請求側から認証側に送出するデータとしては、認証暗号データＹ０’、２種類の乱数データＲ０１とＲ０２だけであり、これらデータ自体はアルゴリズムの関係を有しないから、通信回線からこれらデータを盗聴したとしても“なりすまし”はきわめて困難である。つまり、固有値Ｎは、初期固有値Ｎ０（認証請求者のＩＤ等の秘密情報）から継続するカスケード的に関連するデータであり、過去の通信履歴を記録管理することなく、直前の認証処理で用いられた固有値Ｎのみ記録管理するたけで、他人による“なりすまし”を防止できる。
以上、本発明による認証システムの好適実施例の構成および動作を詳述した。しかし、斯かる実施例は、本発明の単なる例示に過ぎず、何ら本発明を限定するものではない。本発明の要旨を逸脱することなく、特定用途に応じて種々の変形変更が可能であること、当該業者には容易に理解できよう。
Claims (14)
- 認証請求側では、２組の乱数データＲ１、Ｒ２のそれぞれについて、予め定めた少なくとも一つの非公開の固有値Ｎをパラメータとして、所定の暗号化アルゴリズムを実行して２つの暗号化データｙ１とｙ２を求め、求められた２つの暗号化データｙ１とｙ２の排他的論理和を取って排他的論理和値Ｙを求め、前記２組の乱数データＲ１、Ｒ２とともに認証側に送信し、
認証側では、受信した前記２組の乱数データＲ１、Ｒ２と予め認証請求側から非公開で登録した認証請求側と同じ値の初期値に基づく固有値Ｎをパラメータとして前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して２つの暗号化データｙ１とｙ２を求め、求められた２つの暗号化データｙ１とｙ２の排他的論理和を取って排他的論理和値Ｙを求め、求められた排他的論理和値Ｙと前記認証請求側から受信した排他的論理和値Ｙとを比較し、両値が一致しているときに認証ＯＫと判断することを特徴とする認証システム。 - 認証請求側では、初期状態の２組の乱数データＲ０１、Ｒ０２のそれぞれについて、予め定めた少なくとも一つの非公開の固有値Ｎ０をパラメータとして、所定の暗号化アルゴリズムを実行して２つの暗号化データｙ０１とｙ０２を求め、求められた２つの暗号化データｙ０１とｙ０２の排他的論理和を取って排他的論理和値Ｙ０を求め、前記２組の乱数データＲ０１、Ｒ０２とともに認証側に送信し、
引き続く認証請求側では、前記暗号化データｙ０１とｙ０２のいずれかを予め定めた方法で選択し割り当てた固有値Ｎ１と、新たな２組の乱数データＲ１１、Ｒ１２のそれぞれについて、前記固有値Ｎ１をパラメータとして、前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して得られた２つの暗号化データｙ１１とｙ１２の排他的論理和を取って得られた排他的論理和値Ｙ１を求め、前記２組の乱数データＲ１１、Ｒ１２とともに認証側に送信し、
認証側では、受信した前記２組の乱数データＲ０１、Ｒ０２と予め認証請求側から非公開で登録された前記認証請求側と同じ値の固有値Ｎ０をパラメータとして前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して得られた２つの暗号化データｙ０１とｙ０２の排他的論理和を取って得られた排他的論理和値Ｙ０を求め、前記認証請求側から受信した排他的論理和値Ｙ０とを比較し、両値が一致しているときに認証ＯＫと判断し、
前記引き続く認証側では、前記暗号化データｙ０１とｙ０２のいずれかを予め定め認証請求側と同一の方法で選択し割当てた固有値Ｎ１と、受信した前記新たな２組の乱数データＲ１１、Ｒ１２のそれぞれについて、前記固有値Ｎ１をパラメータとして、前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して得られた２つの暗号化データｙ１１とｙ１２の排他的論理和を取って得られた排他的論理和値Ｙ１を求め、前記認証請求側から受信した排他的論理和値Ｙ１とを比較し、両値が一致しているときに認証ＯＫと判断する処理をカスケードに実行することを特徴とする認証システム。 - 認証請求側には、２組の乱数データＲ１、Ｒ２を出力する乱数発生部と、
予め定めた少なくとも一つの非公開の固有値Ｎをパラメータとして、所定の暗号化アルゴリズムを実行して得られた２つの暗号化データｙ１とｙ２を求める暗号化部と、
求められた前記２つの暗号化データｙ１とｙ２の排他的論理和値Ｙを取る排他的論理和部と、
前記排他的論理和値Ｙと、前記２組の乱数データＲ１、Ｒ２を認証側に送信する送信部とを備え、
認証側には、前記送信部から送信されたデータを受信する受信部と、
前記受信部で受信した前記２組の乱数データＲ１、Ｒ２と予め認証請求側から非公開で登録した認証請求側と同じ値の初期値に基づく固有値Ｎをパラメータとして前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して２つの暗号化データｙ１とｙ２を求める復号化部と、
前記復号化部から出力される２つの暗号化データｙ１とｙ２の排他的論理和を取って排他的論理和値Ｙを出力する排他的論理和部と、
前記排他的論理和部で得られた排他的論理和値Ｙと、前記認証請求側から受信した排他的論理和値Ｙとを比較し、両値が一致しているときに認証ＯＫと判断する比較部とを備えていることを特徴とする認証システム。 - 請求項２における引き続く認証請求側では、前記暗号化データｙ１１とｙ１２のいずれかを予め定めた方法で選択し割り当てた固有値Ｎ２と新たな２組の乱数データＲ２１、Ｒ２２のそれぞれについて、前記固有値Ｎ２をパラメータとして、前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して得られた２つの暗号化データｙ２１とｙ２２の排他的論理和を取って得られた排他的論理和値Ｙ２を求め、前記２組の乱数データＲ２１、Ｒ２２とともに認証側に送信し、
前記引き続く認証側では、前記暗号化データｙ１１とｙ１２のいずれかを予め定めた認証請求側と同一の方法で選択し割り当てた固有値Ｎ２と、受信した前記新たな２組の乱数データＲ２１、Ｒ２２のそれぞれについて、前記固有値Ｎ２をパラメータとして、前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して得られた２つの暗号化データｙ２１とｙ２２の排他的論理和を取って得られた排他的論理和値Ｙ２を求め、前記認証請求側から受信した排他的論理和値Ｙ２とを比較し、両値が一致しているときに認証ＯＫと判断する処理をカスケードに実行することを特徴とする認証システム。 - 初期状態の前記固有値Ｎ０は、認証請求側と認証側のみが既知で非公開情報であることを特徴とする請求項２または４に記載の認証システム。
- 前記固有値Ｎ０は、認証請求者毎に定められたＩＤ（認証識別子）であることを特徴とする請求項１乃至５のいずれかに記載の認証システム。
- 前記認証請求側と前記認証側間のデータ伝送は、通信回線を介して行われることを特徴とする請求項１乃至６のいずれかに記載の認証システム。
- 前記固有値Ｎ０は、携帯電話機個々で定められた固有値であることを特徴とする請求項１乃至７のいずれかに記載の認証システム。
- 前記認証対象は、通信端末であることを特徴とする請求項１乃至７のいずれかに記載の認証システム。
- 前記認証対象は、通信を行う通信者であることを特徴とする請求項１乃至７のいずれかに記載の認証システム。
- 前記所定の暗号化アルゴリズムは、一方向性関数の演算処理であることを特徴とする請求項１乃至１０のいずれかに記載の認証システム。
- 前記一方向性関数の演算処理は、２種類の乱数をＲ１とＲ２、固有値をＮ、暗号化データをｙ１とｙ２としたとき、
ｙ１＝（Ｒ１＋Ｎ）ｍｏｄ Ｎ Ｒ１＞Ｎ
ｙ２＝（Ｒ２＋Ｎ）ｍｏｄ Ｎ Ｒ２＞Ｎ
を実行し、暗号化データｙ１とｙ２を求め、求められた２つの暗号化データｙ１とｙ２の排他的論理和を取って排他的論理和値Ｙを求め、求められた排他的論理和値Ｙの桁数を予め定めた方法で減らしてＹ’を求め、乱数Ｒ１とＲ２を既知の数値としてＮからＹ’を求めることを順方向計算とし、Ｙ’からＮを求めることを逆方向計算とそれぞれ定義し、順方向計算は容易に計算できるが、前記排他的論理和値Ｙの桁数を予め定めた方法で減らして得られたＹ’からＮを求める逆方向計算は計算式が存在しないことにより計算不可能となり、固有値Ｎの盗聴、詐取を防止することを特徴とする請求項１１に記載の認証システム。 - 認証請求側では、２組の乱数データＲ１、Ｒ２のそれぞれについて、予め定めた少なくとも一つの非公開で１６進法の２桁以上で２進法の最上位桁に１を割り当てた固有値Ｎをパラメータとして、所定の暗号化アルゴリズムを実行して２つの暗号化データｙ１とｙ２を求め、求められた２っの暗号化データｙ１とｙ２の排他的論理和を取って排他的論理和値Ｙを求め、求められた前記排他的論理和値Ｙの桁数を予め定めた方法で減らした認証暗号データＹ’と、前記２組の乱数データＲ１、Ｒ２とともに認証側に送信し、
認証側では、受信した前記２組の乱数データＲ１、Ｒ２と予め認証請求側から非公開で登録した認証請求側と同じ値の初期値に基づく固有値Ｎをパラメータとして前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して２つの暗号化データｙ１とｙ２を求め、求められた２つの暗号化データｙ１とｙ２の排他的論理和を取って排他的論理和値Ｙを求め、求められた排他的論理和値Ｙの桁数を予め定めた認証請求側と同一の方法で減らした認証識別データＹ’と、前記認証請求側から受信した認証暗号データＹ’とを比較し、両値が一致しているときに認証ＯＫと判断することを特徴とする認証システム。 - 認証請求側では、初期状態の２組の乱数データＲ０１、Ｒ０２のそれぞれについて、予め定めた少なくとも一つの非公開で１６進法の２桁以上で２進法の最上位桁に１を割り当てた固有値Ｎ０をパラメータとして、所定の暗号化アルゴリズムを実行して２つの暗号化データｙ０１とｙ０２を求め、求められた２つの暗号化データｙ０１とｙ０２の排他的論理和を取って排他的論理和値Ｙ０を求め、求められた排他的論理和値Ｙ０の桁数を予め定めた方法で減らした認証暗号データＹ０’を前記２組の乱数データＲ０１、Ｒ０２とともに認証側に送信し、
引き続く認証請求側では、前記２つの暗号化データｙ０１とｙ０２のいずれかを予め定めた方法で選択して２進値に変換し、最上位桁が常に１となるようにして割り当てた値を固有値Ｎ１として、新たな２組の乱数データＲ１１、Ｒ１２のそれぞれについて、前記固有値Ｎ１をパラメータとして、前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して得られた２つの暗号化データｙ１１とｙ１２の排他的論理和を取って得られた排他的論理和値Ｙ１を求め、求められた排他的論理和値Ｙ１の桁数を予め定めた方法で減らした認証暗号データＹ１’を前記２組の乱数データＲ１１、Ｒ１２とともに認証側に送信し、
認証側では、受信した前記２組の乱数データＲ０１、Ｒ０２と予め認証請求側から非公開で登録された認証請求側と同じ値の固有値Ｎ０をパラメータとして前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して得られた２つの暗号化データｙ０１とｙ０２の排他的論理和を取って得られた排他的論理和値Ｙ０を求め、求められた排他的論理和値Ｙ０の桁数を予め定めた認証請求側と同一の方法で減らした認証識別データＹ０’を前記認証請求側から受信した認証暗号データＹ０’と比較し、両値が一致しているときに認証ＯＫと判断し、
前記引き続く認証側では、前記２つの暗号化データｙ０１とｙ０２のいずれがを予め定めた認証請求側と同一の方法で選択して２進値に変換し、最上位桁が常に１となるようにして割り当てた値を固有値Ｎ１とし、受信した前記新たな２組の乱数データＲ１１、Ｒ１２のそれぞれについて、前記固有値Ｎ１をパラメータとして、前記所定の暗号化アルゴリズムを実行して得られた２つの暗号化データｙ１１とｙ１２の排他的論理和を取って得られた排他的論理和値Ｙ１を求め、求められた排他的論理和値Ｙ１の桁数を予め定めた認証請求側と同一の方法で減らした認証識別データＹ１’と、前記認証請求側から受信した認証暗号データＹ１’とを比較し、両値が一致しているときに認証ＯＫと判断する処理をカスケードに実行することを特徴とする認証システム。
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