JPH01194542A - 暗号鍵通信方式 - Google Patents
暗号鍵通信方式Info
- Publication number
- JPH01194542A JPH01194542A JP63018052A JP1805288A JPH01194542A JP H01194542 A JPH01194542 A JP H01194542A JP 63018052 A JP63018052 A JP 63018052A JP 1805288 A JP1805288 A JP 1805288A JP H01194542 A JPH01194542 A JP H01194542A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- information
- user
- secret
- communication
- key
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Pending
Links
Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。
め要約のデータは記録されません。
Description
【発明の詳細な説明】
〔産業上の利用分野〕
この発明は、秘密鍵暗号を用いた秘密通信において、複
数局で秘密鍵を共有して秘密の通信を行う暗号鍵通信方
式に関するものである。
数局で秘密鍵を共有して秘密の通信を行う暗号鍵通信方
式に関するものである。
第３図は岡本栄司による従来の暗号鍵共有方式（“ＩＤ
に基づく鍵配送方式”、電子通信学会技術研究報告ＩＴ
８６−５３． ｐｐ、２５−２８゜１９８６年）を装
置化したものを示す構成図であり、図において、５１は
秘密情報を格納するメモリ、５２は公開情報を格納する
メモリ、５３は整数ｅを格納するメモリ、５４は乱数生
成器、５５はこの乱数生成器５４で生成された乱数を格
納するメモリ、５６は上記秘密情報メモリ５１の値Ｓと
公開情報メモリ５２の値ａと乱数格納メモリ５５の値ｒ
からｓ−ａ’ｍｏｄｎの演算を行う回路、５７は通信文
を出力する端子、５８は通信文を入力する端子、５９は
利用者が相手のＩＤ情報を入力する端子、６０は上記乱
数格納メモリ５５の値ｒとメモリ５３の値ｅと通信文人
力端子５８から、入力された値ＸとＩＤ情報入力端子５
９から入力された情ｆｌｌ！ＩＤより（” ／ Ｉ Ｄ
） ’ ｍｏｄ ｎの演算を行う回路、６１は鍵を出力
する端子である。
に基づく鍵配送方式”、電子通信学会技術研究報告ＩＴ
８６−５３． ｐｐ、２５−２８゜１９８６年）を装
置化したものを示す構成図であり、図において、５１は
秘密情報を格納するメモリ、５２は公開情報を格納する
メモリ、５３は整数ｅを格納するメモリ、５４は乱数生
成器、５５はこの乱数生成器５４で生成された乱数を格
納するメモリ、５６は上記秘密情報メモリ５１の値Ｓと
公開情報メモリ５２の値ａと乱数格納メモリ５５の値ｒ
からｓ−ａ’ｍｏｄｎの演算を行う回路、５７は通信文
を出力する端子、５８は通信文を入力する端子、５９は
利用者が相手のＩＤ情報を入力する端子、６０は上記乱
数格納メモリ５５の値ｒとメモリ５３の値ｅと通信文人
力端子５８から、入力された値ＸとＩＤ情報入力端子５
９から入力された情ｆｌｌ！ＩＤより（” ／ Ｉ Ｄ
） ’ ｍｏｄ ｎの演算を行う回路、６１は鍵を出力
する端子である。
次に動作について説明する。ネットワークまたは通信シ
ステムの運営者または構築者は、あらかじめ大きな素数
ｐ、ｑを選び、 ｎ＝ｐ’（１（１５１） を計算する。また、 ｅ −ｄ ＝ １ （ｍｏｄ（ｐ−１）（ｑ−１） （
但し、ｅは（ｐ−１）（ｑ−１）に対して互いに素）
（１５２）となるｅ、ｄを選び、利用
者ｉのＩＤ情報（これをＩＤｉとする）から ｓ ｉ ＝ Ｉ Ｄ ｉ ’ ｍｏｄ ｎ
（１５３）を求め、その利用者固有の秘密情
報メモリ５１へ格納する。
ステムの運営者または構築者は、あらかじめ大きな素数
ｐ、ｑを選び、 ｎ＝ｐ’（１（１５１） を計算する。また、 ｅ −ｄ ＝ １ （ｍｏｄ（ｐ−１）（ｑ−１） （
但し、ｅは（ｐ−１）（ｑ−１）に対して互いに素）
（１５２）となるｅ、ｄを選び、利用
者ｉのＩＤ情報（これをＩＤｉとする）から ｓ ｉ ＝ Ｉ Ｄ ｉ ’ ｍｏｄ ｎ
（１５３）を求め、その利用者固有の秘密情
報メモリ５１へ格納する。
（１５３）式が成立すれば
ｓ ｉ″＝ Ｉ Ｄ ｉ（ｍｏｄ ｎ）
（１５４）となる （Ｒｉｖｅｓｔ、Ｒ，Ｌ、、Ｓｈ
ａｍｉｒ、Ａ、、八ｄｌｅｍａｎ、Ｌ、： ＡＭｅｔｈ
ｏｄ ｆｏｒ Ｏｂｔａｉｎｉｎｇ Ｄｉｇｉｔａｌ
Ｓｉｇｎａｔｕｒｅｓ ａｎｄＰｕｂｌｉｃ−ｋｅｙ
Ｃｒｙｐｔｏｓｙｓｔｅｍｓ”、 Ｃｏｒｎｍｕｎ、Ａ
ＣＭ＋２１＋ρｐ−１２０−１２６，１９７８）ので、
通信文にこの秘密情報を掛は合わせて送れば受信者が送
信者のＩＤを使って確認できる。さらに、運営者あるい
は構築者はＣＦ （ｐｉ、 Ｇ Ｆ （ｑ）で原始元と
なる整数ａを選び、公開情報メモリ５２へ格納する。整
数ｅもメモリＸ５３に格納する。
（１５４）となる （Ｒｉｖｅｓｔ、Ｒ，Ｌ、、Ｓｈ
ａｍｉｒ、Ａ、、八ｄｌｅｍａｎ、Ｌ、： ＡＭｅｔｈ
ｏｄ ｆｏｒ Ｏｂｔａｉｎｉｎｇ Ｄｉｇｉｔａｌ
Ｓｉｇｎａｔｕｒｅｓ ａｎｄＰｕｂｌｉｃ−ｋｅｙ
Ｃｒｙｐｔｏｓｙｓｔｅｍｓ”、 Ｃｏｒｎｍｕｎ、Ａ
ＣＭ＋２１＋ρｐ−１２０−１２６，１９７８）ので、
通信文にこの秘密情報を掛は合わせて送れば受信者が送
信者のＩＤを使って確認できる。さらに、運営者あるい
は構築者はＣＦ （ｐｉ、 Ｇ Ｆ （ｑ）で原始元と
なる整数ａを選び、公開情報メモリ５２へ格納する。整
数ｅもメモリＸ５３に格納する。
２者間で鍵共有をするとき、たとえば利用者１と利用者
２が鍵を共有する場合、利用者１と利用者２の鍵生成手
順は同じなので、ここでは利用者１における生成手順に
ついて述べる。
２が鍵を共有する場合、利用者１と利用者２の鍵生成手
順は同じなので、ここでは利用者１における生成手順に
ついて述べる。
まず、利用者１は乱数生成器５４で乱数ｒ、を生成させ
、メモリＹ５５に格納する。演算回路Ｘ５６において秘
密情報メモリ５１と公開情報メモリ５２とメモリＹ５５
から Ｘｉ ＝ｓ１ ・ ａ”ｍｏｄ ｎ
（１５５）を計算し、
通信文出力端子５７から利用者２へ送信する。利用者２
も同様にｘ２を利用者１へ送信する。
、メモリＹ５５に格納する。演算回路Ｘ５６において秘
密情報メモリ５１と公開情報メモリ５２とメモリＹ５５
から Ｘｉ ＝ｓ１ ・ ａ”ｍｏｄ ｎ
（１５５）を計算し、
通信文出力端子５７から利用者２へ送信する。利用者２
も同様にｘ２を利用者１へ送信する。
次に、利用者ｌは通信文人力端子５８から利用者２より
送られてきた情報ｘ２を受信する。利用者１はＩＤ情報
入力端子５９へ相手の利用者のＩＤ情報、つまりＩＤｚ
を入力し、またメモリＸ５３とメモリＹ５５より演算回
路Ｙ６０を用いてＫｅｙ＝ （Ｘ２ ” ／ Ｉ Ｄｒ
） ”ｍｏｄ ｎ （１５６）を求める。利用
者２も同様にＫｅｙを求める。
送られてきた情報ｘ２を受信する。利用者１はＩＤ情報
入力端子５９へ相手の利用者のＩＤ情報、つまりＩＤｚ
を入力し、またメモリＸ５３とメモリＹ５５より演算回
路Ｙ６０を用いてＫｅｙ＝ （Ｘ２ ” ／ Ｉ Ｄｒ
） ”ｍｏｄ ｎ （１５６）を求める。利用
者２も同様にＫｅｙを求める。
このとき、鍵出力端子６１から得られる値はＫｅｙ＝
ａ １１′”” ｍｏｄ ｎ （１
５７）となり、利用者１と利用者２は鍵を共有できたこ
とになる。
ａ １１′”” ｍｏｄ ｎ （１
５７）となり、利用者１と利用者２は鍵を共有できたこ
とになる。
ＩＤ情報を使った従来の暗号鍵通信方式は以上のように
構成されているので、１対１の通信の場合のみしか秘密
鍵を共有することはできず、ＴＶ会議のような複数局が
同時に通信を行う場合は別の方法で秘密鍵を共有するこ
とが必要であるなどの問題点があった。
構成されているので、１対１の通信の場合のみしか秘密
鍵を共有することはできず、ＴＶ会議のような複数局が
同時に通信を行う場合は別の方法で秘密鍵を共有するこ
とが必要であるなどの問題点があった。
この発明は上記のような問題点を解消するためになされ
たもので、各局のＩＤ情報とシステム自体の秘密情報と
を組み合わせることにより、複数局で安全な秘密通信を
行うことができる暗号鍵通信方式を得ることを目的とす
る。
たもので、各局のＩＤ情報とシステム自体の秘密情報と
を組み合わせることにより、複数局で安全な秘密通信を
行うことができる暗号鍵通信方式を得ることを目的とす
る。
この発明に係る暗号鍵通信方式は、各局の利用者に固有
の情報で公開されているＩＤ情報、システム自体の秘密
情報と乱数の組合せ情報を隣接する局から受は取って所
定の演算を施して他の隣接する局に送出し、所定回数繰
り返して２以上の各局に共通の暗号鍵を作り出し、この
暗号鍵を用いて通信を行うことを特徴とするものである
。
の情報で公開されているＩＤ情報、システム自体の秘密
情報と乱数の組合せ情報を隣接する局から受は取って所
定の演算を施して他の隣接する局に送出し、所定回数繰
り返して２以上の各局に共通の暗号鍵を作り出し、この
暗号鍵を用いて通信を行うことを特徴とするものである
。
各局は利用者に固有の情報で公開されているＩＤ情報、
システム自体の秘密情報と乱数の組合せ情報を隣接する
局から受は取って所定の演算を施して他の隣接する局に
送出する。所定回数上記動作を繰り返すと、各局全ての
演算結果が得られるので、共通の暗号鍵をこの演算結果
から作り出す。
システム自体の秘密情報と乱数の組合せ情報を隣接する
局から受は取って所定の演算を施して他の隣接する局に
送出する。所定回数上記動作を繰り返すと、各局全ての
演算結果が得られるので、共通の暗号鍵をこの演算結果
から作り出す。
そしてこの共通の暗号鍵を用いて通信を行う。
〔発明の実施例］
以下、この発明の一実施例について説明する。
第１図は本発明の実施例で、図において、１は秘密情報
を格納するメモリ、２は公開情報を格納するメモリ、３
は乱数生成器、４はこの乱数生成器３で生成された乱数
を格納するメモリ、５は上記秘密情報メモリ１の値Ｓと
公開情報メモリ２の値ａと乱数格納メモリ４の値ｒから
ｓ−ａ’ｍｏｄｎの演算を行う回路、６は２人力１出力
のセレクタ、７はカウンタ、８は通信文を入力する端子
、９は上記セレクタ６の２人力のうちの一方のライン、
ＩＤはこのライン９に対する他方のライン、１１は通信
文を出力する端子、１２は利用者が相手のＩＤ情報を入
力する端子、１３はこのＩＤ情報入力端子１２へ入力さ
れたＩＤ情報を格納するメモリ、１４は上記乱数格納メ
モリ４の値ｒとＩＤ情報格納メモリ１３の値ＩＤと通信
文人力端子８から入力された値Ｘから（ｘ’ ／ Ｉ
Ｄ２）’ ｍｏｄ ｎの演算を行う回路、１５は利用者
がｍ人であるとすると上記カウンタ７のカウントが０以
上ｍ−２以下のとき開きｍ−１のとき閉じるゲート、１
６はこのゲート１５と逆で上記カウンタ７のカウントが
ｍ−１のとき開き、０以上ｍ−２のとき閉じるゲート、
１７は法ｎの乗算器、１８は鍵共有の手順が終了したと
きに鍵が得られる端子である。
を格納するメモリ、２は公開情報を格納するメモリ、３
は乱数生成器、４はこの乱数生成器３で生成された乱数
を格納するメモリ、５は上記秘密情報メモリ１の値Ｓと
公開情報メモリ２の値ａと乱数格納メモリ４の値ｒから
ｓ−ａ’ｍｏｄｎの演算を行う回路、６は２人力１出力
のセレクタ、７はカウンタ、８は通信文を入力する端子
、９は上記セレクタ６の２人力のうちの一方のライン、
ＩＤはこのライン９に対する他方のライン、１１は通信
文を出力する端子、１２は利用者が相手のＩＤ情報を入
力する端子、１３はこのＩＤ情報入力端子１２へ入力さ
れたＩＤ情報を格納するメモリ、１４は上記乱数格納メ
モリ４の値ｒとＩＤ情報格納メモリ１３の値ＩＤと通信
文人力端子８から入力された値Ｘから（ｘ’ ／ Ｉ
Ｄ２）’ ｍｏｄ ｎの演算を行う回路、１５は利用者
がｍ人であるとすると上記カウンタ７のカウントが０以
上ｍ−２以下のとき開きｍ−１のとき閉じるゲート、１
６はこのゲート１５と逆で上記カウンタ７のカウントが
ｍ−１のとき開き、０以上ｍ−２のとき閉じるゲート、
１７は法ｎの乗算器、１８は鍵共有の手順が終了したと
きに鍵が得られる端子である。
次に動作について説明する。ネットワークまたは通信シ
ステムの運営者または構築者は、あらかじめ大きな素数
１）＋、ｐｚ （但し、ｐｉ＝４ｋｉ−１、ｉ＝１，
２）を選び、 ｎ＝１）＋ ’ｐｚ （
ＩＤ１）ｋ＝２に、 ・ｋ、 −ｋｌ −ｋＺ ＋
１ （ＩＤ２）を計算する。そして、利用者ｉ
のＩＤ情報（これをＩＤｉとする）から ｓ ｉ ＝ Ｉ Ｄ ｉ ｋｍｏｄ ｎ
（ＩＤ３）を求め、その利用者固有の秘密情報メ
モリ１へ格納する。
ステムの運営者または構築者は、あらかじめ大きな素数
１）＋、ｐｚ （但し、ｐｉ＝４ｋｉ−１、ｉ＝１，
２）を選び、 ｎ＝１）＋ ’ｐｚ （
ＩＤ１）ｋ＝２に、 ・ｋ、 −ｋｌ −ｋＺ ＋
１ （ＩＤ２）を計算する。そして、利用者ｉ
のＩＤ情報（これをＩＤｉとする）から ｓ ｉ ＝ Ｉ Ｄ ｉ ｋｍｏｄ ｎ
（ＩＤ３）を求め、その利用者固有の秘密情報メ
モリ１へ格納する。
（ＩＤ３）式が成立すれば、
ｓ ｉ’ ＝Ｉ Ｄｉ２（ｍｏｄ ｎ ）
（ＩＤ４）となることが知られている（ Ｌｉｅｂｅ
ｒｈｅｒｒ、 Ｋ、 ：Ｕｎｉｆｏｒｍ Ｃｏｍｐｌｅ
ｘｉｔｙ ａｎｄ Ｄｉｇｉｔａｌ Ｓｉｇｎａｔｕｒ
ｅ”。
（ＩＤ４）となることが知られている（ Ｌｉｅｂｅ
ｒｈｅｒｒ、 Ｋ、 ：Ｕｎｉｆｏｒｍ Ｃｏｍｐｌｅ
ｘｉｔｙ ａｎｄ Ｄｉｇｉｔａｌ Ｓｉｇｎａｔｕｒ
ｅ”。
Ｌｅｃｔｕｒｅ Ｎｏｔｅｓ ｉｎ Ｃｏｍｐｕｔｅｒ
５ｃｉｅｎｃｅ １１５＋Ａｕｔｏｍａ。
５ｃｉｅｎｃｅ １１５＋Ａｕｔｏｍａ。
Ｌａｎｇｕａｇｅ ａｎｄ Ｐｒｏｇｒａｍｍｉｎｇ＋
Ｅｉｇｈｔｈ ＣｏｌｌｏＣｏｌｌｏｑｕｉｕ、 １
ｓｒａｅ１． ｐｐ、 ５３０−５４３．１９８］）の
で、通信文にこの秘密情報を掛は合わせて送れば受信者
が送信者のｒＤを使って確認できる。また、運営者ある
いは構築者はＧＦ （ｐ＋ ）、ＣＦ （ｐｇ ）で原
始元となる整数ａを選び、公開情報メモリ２へ格納する
。
Ｅｉｇｈｔｈ ＣｏｌｌｏＣｏｌｌｏｑｕｉｕ、 １
ｓｒａｅ１． ｐｐ、 ５３０−５４３．１９８］）の
で、通信文にこの秘密情報を掛は合わせて送れば受信者
が送信者のｒＤを使って確認できる。また、運営者ある
いは構築者はＧＦ （ｐ＋ ）、ＣＦ （ｐｇ ）で原
始元となる整数ａを選び、公開情報メモリ２へ格納する
。
第２図のようなｍ人のリング状のネットワークの場合、
利用者ｉは隣接する利用者（ｉ＋１）に通信文を送信す
る。鍵生成の手順はすべての利用者において同じなので
、ここでは利用者ｉ （１≦ｉ≦ｍ）における手順に
ついて述べる。
利用者ｉは隣接する利用者（ｉ＋１）に通信文を送信す
る。鍵生成の手順はすべての利用者において同じなので
、ここでは利用者ｉ （１≦ｉ≦ｍ）における手順に
ついて述べる。
第１図において、まず利用者ｉは乱数生成器３で乱数ｒ
ｉを性成させ、メモリＡ４に格納する。
ｉを性成させ、メモリＡ４に格納する。
演算回路Ａ５において秘密情報メモリ１と公開情幸艮メ
モリ２とメモリＡ４から ｘ ｉ ＝ ｓ ｉ−ａ”ｍｏｄ ｎ
（ＩＤ５）を計算し、セレクタ６へ送る。セレクタ
６はカウンタ７で制御され、カウンタ７は通信文人力端
子８に入力がある毎にカウントされていく。セレクタ６
はカウントが０のときラインＡ９を、１以上のときライ
ンＢＩＯを選択し、通信文出力端子１１に出力する。こ
こでは、カウントが０なので、（ＩＤ５）式の値を出力
する。
モリ２とメモリＡ４から ｘ ｉ ＝ ｓ ｉ−ａ”ｍｏｄ ｎ
（ＩＤ５）を計算し、セレクタ６へ送る。セレクタ
６はカウンタ７で制御され、カウンタ７は通信文人力端
子８に入力がある毎にカウントされていく。セレクタ６
はカウントが０のときラインＡ９を、１以上のときライ
ンＢＩＯを選択し、通信文出力端子１１に出力する。こ
こでは、カウントが０なので、（ＩＤ５）式の値を出力
する。
次に、利用者（ｉ−１）より
ｘｉ−１＝ ｓ ｉ−１・ａｒ′−’ｍｏｄ ｎ
（ＩＤ６）を受信する。利用者ｉはＩＤ情報入力
端子１２から利用者（ｉ −１）のＩＤ情報ＩＤ１−１
を入力し、メモリＢ１３に格納する。メモリＡ４．メモ
リＢ１３と（ＩＤ６）式の値ｘ ｉ−１から演算回路Ｂ
１４を用いて （ｘｉ−１’ ／ Ｉ Ｄｉ−１２）”ｍｏｄ ｎ
（ＩＤ７）を計算する。ゲートＡ１５．ゲート
Ｂ１６もカウンタ７で制御される。ゲートＡ１５はカウ
ントがｍ−２以下のとき開き、ｍ−１のとき閉まる。ゲ
ートＢ１６はカウントがｍ−２以下のとき閉まり、ｍ−
１のとき開く。ここでは、カウントがｍ−２以下なので
、ゲートＡ１５が開き、法ｎの乗算器１７を使って（Ｉ
Ｄ７）式の値と秘密情報メモリーより ｘｔ＝ｓｉ ・ （ｘｉ−１’／ＩＤ−１”） ｒ
′ｍｏｄ ｎ （ＩＤ８）を計算
し、セレクタ６に送る。カウントは０でないので、この
値が通信文出力端子１１に出力する。
（ＩＤ６）を受信する。利用者ｉはＩＤ情報入力
端子１２から利用者（ｉ −１）のＩＤ情報ＩＤ１−１
を入力し、メモリＢ１３に格納する。メモリＡ４．メモ
リＢ１３と（ＩＤ６）式の値ｘ ｉ−１から演算回路Ｂ
１４を用いて （ｘｉ−１’ ／ Ｉ Ｄｉ−１２）”ｍｏｄ ｎ
（ＩＤ７）を計算する。ゲートＡ１５．ゲート
Ｂ１６もカウンタ７で制御される。ゲートＡ１５はカウ
ントがｍ−２以下のとき開き、ｍ−１のとき閉まる。ゲ
ートＢ１６はカウントがｍ−２以下のとき閉まり、ｍ−
１のとき開く。ここでは、カウントがｍ−２以下なので
、ゲートＡ１５が開き、法ｎの乗算器１７を使って（Ｉ
Ｄ７）式の値と秘密情報メモリーより ｘｔ＝ｓｉ ・ （ｘｉ−１’／ＩＤ−１”） ｒ
′ｍｏｄ ｎ （ＩＤ８）を計算
し、セレクタ６に送る。カウントは０でないので、この
値が通信文出力端子１１に出力する。
以上、ｘ ｉ−１を受信して（ＩＤ２）式の値ｘｉを求
めて出力するのを合計（ｍ−２）回繰り返す。
めて出力するのを合計（ｍ−２）回繰り返す。
その後、利用者（ｉ−１）からｘ ｉ−１を受信して、
Ｋｅｙ ＝（ｘｉ−１’ ／ Ｉ Ｄ−１”）ｍｏｄ
ｎ （ＩＤ９）を計算する。カウントは
ｍ−１なので、ゲート８１６が開き、断出力端子１８か
ら（ＩＤ９）式の値が出力される。
ｎ （ＩＤ９）を計算する。カウントは
ｍ−１なので、ゲート８１６が開き、断出力端子１８か
ら（ＩＤ９）式の値が出力される。
このとき、
Ｋｅｙ ＝ ａ ４Ａ−Ｉｒ”’−ｒ″ｒＲｏｄ ｎ
（１ＩＤ）が成立するので、すべての利用
者が同一のＫｅｙの値を得ることができる。
（１ＩＤ）が成立するので、すべての利用
者が同一のＫｅｙの値を得ることができる。
以上説明したようにこの発明は、各局の利用者に固有の
情報で公開されているＩＤ情報、システム自体の秘密情
報と乱数の組合せ情報を隣接する局から受は取って所定
の演算を施して他の隣接す ・る局に送出し、所定回数
繰り返して各局に共通の暗号鍵を作り出し、この暗号鍵
を用いて通信を行うので、複数局の秘密通信を行う場合
でも複数局で同一の秘密鍵が共存できる効果がある。
情報で公開されているＩＤ情報、システム自体の秘密情
報と乱数の組合せ情報を隣接する局から受は取って所定
の演算を施して他の隣接す ・る局に送出し、所定回数
繰り返して各局に共通の暗号鍵を作り出し、この暗号鍵
を用いて通信を行うので、複数局の秘密通信を行う場合
でも複数局で同一の秘密鍵が共存できる効果がある。
第１図はこの発明の一実施例による暗号鍵通信方式を示
す構成図、第２図はこの発明が適用されるリング状ネッ
トワークの構成図、第３図は従来の暗号鍵通信方式を示
す構成図である。 １は秘密情報メモリ、２は公開情報メモリ、３は乱数生
成器、４はメモリＡ、５は演算回路Ａ、６はセレクタ、
７はカウンタ、８は通信文人力端子、９はラインＡ２Ｉ
ＤはラインＢ、１１は通信文出力端子、１２はＩＤ情報
入力端子、１３はメモリＢ１１４は演算回路Ｂ１１５は
ゲートＡ１１６はゲートＢ１１７は法ｎの乗算器、１８
は断出力端子、’５１は秘密情報メモリ、５２は公開情
報メモリ、５３はメモリＸ１５４は乱数生成器、５５は
メモリＹ１５６は演算回路Ｘ１５７は通信文出力端子、
５８は通信文人力端子、６０は演算回路Ｙ１５９はＩＤ
情報入力端子、６１は断出力端子である。 代理人 大 岩 増 雄（ほか２名）手続補正
書（自発）
す構成図、第２図はこの発明が適用されるリング状ネッ
トワークの構成図、第３図は従来の暗号鍵通信方式を示
す構成図である。 １は秘密情報メモリ、２は公開情報メモリ、３は乱数生
成器、４はメモリＡ、５は演算回路Ａ、６はセレクタ、
７はカウンタ、８は通信文人力端子、９はラインＡ２Ｉ
ＤはラインＢ、１１は通信文出力端子、１２はＩＤ情報
入力端子、１３はメモリＢ１１４は演算回路Ｂ１１５は
ゲートＡ１１６はゲートＢ１１７は法ｎの乗算器、１８
は断出力端子、’５１は秘密情報メモリ、５２は公開情
報メモリ、５３はメモリＸ１５４は乱数生成器、５５は
メモリＹ１５６は演算回路Ｘ１５７は通信文出力端子、
５８は通信文人力端子、６０は演算回路Ｙ１５９はＩＤ
情報入力端子、６１は断出力端子である。 代理人 大 岩 増 雄（ほか２名）手続補正
書（自発）
Claims (1)
- 隣接する２つの局が互いに連結されて一つのリング状の
ネットワークのシステムを構築している通信路上で、各
局が互いに共通の暗号鍵を用いて秘密の通信を行う場合
、上記システムがシステム自体の秘密情報と上記各局の
公開された利用者名等のＩＤ情報と乱数とを演算して各
局に共通の暗号鍵を作り出し、この共通の暗号鍵を用い
て通信を行う暗号鍵通信方式であって、上記秘密情報と
上記ＩＤ情報と上記乱数の組合せ情報とを隣接する一方
の局から受取った後、所定の演算を施して隣接する他方
の局に送出し、かかる動作を各局毎に順次繰り返して２
以上の局に共通な暗号鍵を作り出し、この暗号鍵を用い
て秘密の通信を行うことを特徴とする暗号鍵通信方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP63018052A JPH01194542A (ja) | 1988-01-28 | 1988-01-28 | 暗号鍵通信方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP63018052A JPH01194542A (ja) | 1988-01-28 | 1988-01-28 | 暗号鍵通信方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH01194542A true JPH01194542A (ja) | 1989-08-04 |
Family
ID=11960928
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP63018052A Pending JPH01194542A (ja) | 1988-01-28 | 1988-01-28 | 暗号鍵通信方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH01194542A (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6742116B1 (en) | 1998-09-30 | 2004-05-25 | Fujitsu Limited | Security method, security software and security system for electronic communications |
-
1988
- 1988-01-28 JP JP63018052A patent/JPH01194542A/ja active Pending
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6742116B1 (en) | 1998-09-30 | 2004-05-25 | Fujitsu Limited | Security method, security software and security system for electronic communications |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| Den Boer | More efficient match-making and satisfiability the five card trick | |
| US6243467B1 (en) | Method of elliptic curve cryptographic digital signature generation and verification using reduced base tau expansion in non-adjacent form | |
| US6301362B1 (en) | Method and apparatus for cryptographically transforming an input block into an output block | |
| WO1996034473A2 (en) | A multi-purpose high speed cryptographically secure sequence generator based on zeta one-way functions | |
| US20020021803A1 (en) | Cryptographic identification and digital signature method using efficient elliptic curve | |
| CN108964906B (zh) | 协同ecc的数字签名方法 | |
| US7062043B1 (en) | Method of elliptic curve digital signature using coefficient splitting | |
| US7024559B1 (en) | Method of elliptic curve digital signature using expansion in joint sparse form | |
| JP3658004B2 (ja) | 通信システム | |
| JPH08251156A (ja) | 電子メール暗号化方法及び暗号化システム | |
| JPH01194542A (ja) | 暗号鍵通信方式 | |
| US20020025034A1 (en) | Cryptographic encryption method using efficient elliptic curve | |
| JP3123820B2 (ja) | 有限可換群における演算器 | |
| US7505585B2 (en) | Method of generating cryptographic key using elliptic curve and expansion in joint sparse form and using same | |
| Goldreich et al. | On Chosen Ciphertext Security of Multiple Encryptions. | |
| JPH0382240A (ja) | ディジタル署名方式 | |
| JPH01194541A (ja) | 暗号鍵通信方式 | |
| JPH01194543A (ja) | 暗号鍵通信方式 | |
| JPH11215114A (ja) | 暗号鍵更新方法及び装置及び暗号鍵更新プログラムを記録した記録媒体 | |
| JP2624634B2 (ja) | 暗号装置および復号化装置および暗号・復号化装置および暗号システム | |
| JPH09149025A (ja) | 暗号通信方法及び暗号通信システム | |
| JPH0856219A (ja) | 暗号通信システム | |
| JPH10164045A (ja) | 暗号通信システム | |
| JPH10164047A (ja) | 暗号通信システム | |
| JP3240723B2 (ja) | 通信方法、秘密通信方法及び署名通信方法 |