JPH01259443A - 端末認証方法 - Google Patents
端末認証方法Info
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- JPH01259443A JPH01259443A JP63087458A JP8745888A JPH01259443A JP H01259443 A JPH01259443 A JP H01259443A JP 63087458 A JP63087458 A JP 63087458A JP 8745888 A JP8745888 A JP 8745888A JP H01259443 A JPH01259443 A JP H01259443A
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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。
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
本発明は、通信システムにおいて各構成端末間で行う認
証の方法であり、特に２つの端末で共通の秘密データを
持っているときに互いの正当性を確認する方法に関する
。
証の方法であり、特に２つの端末で共通の秘密データを
持っているときに互いの正当性を確認する方法に関する
。
従来の技術
従来の端末認証方式としては例えば米国特許第４４７１
２１６号に示されている。第２図はこの従来の端末認証
方式において第１の端末が第２の端末を認証する場合の
構成図を示すものである。
２１６号に示されている。第２図はこの従来の端末認証
方式において第１の端末が第２の端末を認証する場合の
構成図を示すものである。
１１は第１の端末、１２は第２の端末である。１３（第
１の端末内）は乱数発生部、１４（第１の端末内）は第
１の端末の秘密の暗号キーに１を格納している記憶部、
１６（第２の端末内）は第２の端末の秘密の暗号キーに
２を格納している記憶部、１６（第２の端末内）はに２
を暗号キーとしてデータを暗号化する暗号部、１７（第
１の端末内）はに１を暗号キーとしてデータを暗号化す
る暗号部、１８（第１の端末内）は第２の端末から送信
されてきたデータと前記暗号部１７の出力を比較して、
同じときのみ第２の端末の正当性を認証する認証部であ
る。
１の端末内）は乱数発生部、１４（第１の端末内）は第
１の端末の秘密の暗号キーに１を格納している記憶部、
１６（第２の端末内）は第２の端末の秘密の暗号キーに
２を格納している記憶部、１６（第２の端末内）はに２
を暗号キーとしてデータを暗号化する暗号部、１７（第
１の端末内）はに１を暗号キーとしてデータを暗号化す
る暗号部、１８（第１の端末内）は第２の端末から送信
されてきたデータと前記暗号部１７の出力を比較して、
同じときのみ第２の端末の正当性を認証する認証部であ
る。
なお、暗号化のアルゴリズムは第１の端末と第２の端末
で共有しているものであり、必ずしも秘密にする必要は
ない。また、この例では第１の端末が第２の端末を認証
する場合について説明するがこの操作の端末の立場を入
れ替えだ操作も行うことによって相互の正当性の認証を
行うことができる。さらに以降の図においては暗号キー
にでデータＸを暗号化する操作をｅｒ：（ｘ）、復号キ
ーにでデータＸを復号化する操作を１９−’ｔｃＸ）と
表現する。
で共有しているものであり、必ずしも秘密にする必要は
ない。また、この例では第１の端末が第２の端末を認証
する場合について説明するがこの操作の端末の立場を入
れ替えだ操作も行うことによって相互の正当性の認証を
行うことができる。さらに以降の図においては暗号キー
にでデータＸを暗号化する操作をｅｒ：（ｘ）、復号キ
ーにでデータＸを復号化する操作を１９−’ｔｃＸ）と
表現する。
以上のように構成された従来の端末認証方式において第
１の端末が第２の端末を認証する場合の動作について以
下説明する。
１の端末が第２の端末を認証する場合の動作について以
下説明する。
（１）第１の端末が乱数発生部１３において乱数ＲＮを
発生する。
発生する。
（２）第１の端末は第２の端末に乱数ＲＮを送信する。
（３）第１の端末は暗号部１７において記憶部１４に格
納されている秘密の暗号キーに１を用いて前記ＲＮを暗
号化する。暗号化したデータをＸとする。
納されている秘密の暗号キーに１を用いて前記ＲＮを暗
号化する。暗号化したデータをＸとする。
（４）第２の端末は暗号部１６において記憶部１６に格
納されている秘密の暗号キーに２を用いて（２）で第１
の端末より送信されてきたデータを暗号化する。暗号化
したデータをＹとする。
納されている秘密の暗号キーに２を用いて（２）で第１
の端末より送信されてきたデータを暗号化する。暗号化
したデータをＹとする。
（６）第２の端末は第１の端末にデータＹを送信する。
（６）第１の端末は認証部１日においてＸとＹを比較す
る。端末２が端末１にとって正当な端末の場合、Ｋ１と
に２、そしてＸとＹは一致している。従ってＸ＝Ｙのと
きのみに第１の端末は第２の端末を正当であると認証す
る。
る。端末２が端末１にとって正当な端末の場合、Ｋ１と
に２、そしてＸとＹは一致している。従ってＸ＝Ｙのと
きのみに第１の端末は第２の端末を正当であると認証す
る。
しかしながら、上記のような方式では第２の端末は送信
されてきたデータを自身の秘密の暗号キーで暗号化した
結果を応答する。そのため、もし端末１が敵対者である
場合、第１の端末は自身の選んだデータに対する暗号文
を第２の端末より得ることができる。逆に言うと第２の
端末にとってはチョウズンーブレインテキストアタック
（ｃｈｏｓｅｎ−ｐｌａｉｎｔｅｘｔ ａｔｔａｃｋ
）をされることになり秘密の暗号キーに２の安全性が脅
かされることになる。また、第１の端末が敵対者でない
場合も、第１の端末と第２の端末間の通信を盗聴するこ
とによって第３者にノウンープレインテキストアタック
（ｋｎｏｗｎ−ｐｌａｉｎｔａｘｔ ａｔｔａｃｋ）を
されることになる。
されてきたデータを自身の秘密の暗号キーで暗号化した
結果を応答する。そのため、もし端末１が敵対者である
場合、第１の端末は自身の選んだデータに対する暗号文
を第２の端末より得ることができる。逆に言うと第２の
端末にとってはチョウズンーブレインテキストアタック
（ｃｈｏｓｅｎ−ｐｌａｉｎｔｅｘｔ ａｔｔａｃｋ
）をされることになり秘密の暗号キーに２の安全性が脅
かされることになる。また、第１の端末が敵対者でない
場合も、第１の端末と第２の端末間の通信を盗聴するこ
とによって第３者にノウンープレインテキストアタック
（ｋｎｏｗｎ−ｐｌａｉｎｔａｘｔ ａｔｔａｃｋ）を
されることになる。
そこでデータとその暗号文の対が通信路に表れない、例
えば特公昭ｆ３０−２１５０１号公報で示されている端
末認証方式が考案されている。
えば特公昭ｆ３０−２１５０１号公報で示されている端
末認証方式が考案されている。
第３図はこの第２の従来の端末認証方式の構成図を示す
ものである。２１は第１の端末、２２は第２の端末であ
る。２３（第１の端末内）は乱数発生部、２４（第１の
端末内）は第１の端末の秘密の暗号キーに１を格納して
いる記憶部、２６（第２の端末内）は第２の端末の秘密
の暗号キーに２を格納している記憶部、２６（第１の端
末内）はに１を暗号キーとしてデータを暗号化する暗号
部、２７（第２の端末内）はに２を復号キーとしてデー
タを復号化する復号部、２８（第２の端末内）は復号部
２７の出力データに対しであるあらかじめ端末１と端末
２でとりきめておいた変換φを行う変換部、２９（第２
の端末内）は変換部２８の出力データをに２を暗号キー
として暗号化する暗号部、３０（第１の端末内）は第２
の端末の暗号部２９から送信されてきたデータをに１を
復号キーとして用いて復号化する復号部、３１（第１の
端末内）は乱数発生器２３の出力データに第２の端末内
の変換部２８と同じ変換φを施す変換部、３２（第１の
端末内）は復号部３０の出力値と変換部３１の出力値を
比較して、両者が同じときのみ第２の端末の正当性を認
証する認証部である。
ものである。２１は第１の端末、２２は第２の端末であ
る。２３（第１の端末内）は乱数発生部、２４（第１の
端末内）は第１の端末の秘密の暗号キーに１を格納して
いる記憶部、２６（第２の端末内）は第２の端末の秘密
の暗号キーに２を格納している記憶部、２６（第１の端
末内）はに１を暗号キーとしてデータを暗号化する暗号
部、２７（第２の端末内）はに２を復号キーとしてデー
タを復号化する復号部、２８（第２の端末内）は復号部
２７の出力データに対しであるあらかじめ端末１と端末
２でとりきめておいた変換φを行う変換部、２９（第２
の端末内）は変換部２８の出力データをに２を暗号キー
として暗号化する暗号部、３０（第１の端末内）は第２
の端末の暗号部２９から送信されてきたデータをに１を
復号キーとして用いて復号化する復号部、３１（第１の
端末内）は乱数発生器２３の出力データに第２の端末内
の変換部２８と同じ変換φを施す変換部、３２（第１の
端末内）は復号部３０の出力値と変換部３１の出力値を
比較して、両者が同じときのみ第２の端末の正当性を認
証する認証部である。
なお、この場合の暗号化方式はＩ）ＥＳ暗号などの共通
鍵暗号方式を想定している。暗号化アルゴリズム、その
逆変換である復号化アルゴリズムは必ずしも秘密である
必要はない。両者では同じキーを用いるがそのいずれに
用いられるかによって暗号キー、復号キーと称すること
にする。また、あらかじめ端末１と端末２でとりきめて
おいだ変換φは例えばあるビットを反転するなどの簡単
な変換でありこの変換アルゴリズムも秘密にする必要は
ない。
鍵暗号方式を想定している。暗号化アルゴリズム、その
逆変換である復号化アルゴリズムは必ずしも秘密である
必要はない。両者では同じキーを用いるがそのいずれに
用いられるかによって暗号キー、復号キーと称すること
にする。また、あらかじめ端末１と端末２でとりきめて
おいだ変換φは例えばあるビットを反転するなどの簡単
な変換でありこの変換アルゴリズムも秘密にする必要は
ない。
以上のように構成された第２の従来の端末認証方式にお
いて第１の端末が第２の端末を認証する場合の動作につ
いて以下説明する。
いて第１の端末が第２の端末を認証する場合の動作につ
いて以下説明する。
（１）第１の端末が乱数発生部２３において乱数ＲＮを
発生する。
発生する。
（２）第１の端末は暗号部２６において記憶部２４に格
納されている秘密の暗号キーに１を用いて前記ＲＮを暗
号化する。暗号化したデータをＸをする。
納されている秘密の暗号キーに１を用いて前記ＲＮを暗
号化する。暗号化したデータをＸをする。
（３）第１の端末は第２の端末にデータＸを送信する。
（４）第２の端末は復号部２７において記憶部１６に格
納されている秘密の復号キーに２を用いて（３）で第１
の端末より送信されてきたデータＸを復号化する。復号
化したデータをＹとする。
納されている秘密の復号キーに２を用いて（３）で第１
の端末より送信されてきたデータＸを復号化する。復号
化したデータをＹとする。
（５）第２の端末はデータ変換部２８においてデータＹ
に変換φを施す。変換後のデータをＺとする。
に変換φを施す。変換後のデータをＺとする。
（６）第２の端末は暗号部２９において記憶部２６に格
納されている秘密の暗号キーに２を用いてデータＺを暗
号化する。暗号化したデータをＵとする。
納されている秘密の暗号キーに２を用いてデータＺを暗
号化する。暗号化したデータをＵとする。
（′７）第２の端末は第１の端末にデータＵを送信する
。
。
（８）第１の端末は復号部３０において記憶部２４に格
納されている秘密の復号キーに１を用いて（力で第２の
端末より送信されてきたデータＵを復号する。復号後の
データをＶとする。
納されている秘密の復号キーに１を用いて（力で第２の
端末より送信されてきたデータＵを復号する。復号後の
データをＶとする。
（９）第１の端末はデータ変換部３１においてデータＲ
Ｎに変換φを施す。変換後のデータをＷとする。
Ｎに変換φを施す。変換後のデータをＷとする。
（１０）第１の端末は認証部３２においてＶとＷを比較
する。端末２が端末１にとって正当な端末の場合、Ｋ１
とに２、ＲＮとｙ、ｗと２とｖがそれぞれ一致している
。従ってｖ−Ｗのときのみに第１の端末は第２の端末を
正当であると認証する。
する。端末２が端末１にとって正当な端末の場合、Ｋ１
とに２、ＲＮとｙ、ｗと２とｖがそれぞれ一致している
。従ってｖ−Ｗのときのみに第１の端末は第２の端末を
正当であると認証する。
この方式の場合、第２の端末は送信されたデータＸに対
して０工、（φ（ｅ＝ｘｚ（３）））を応答する。
して０工、（φ（ｅ＝ｘｚ（３）））を応答する。
このだめ第２の従来例では可能であった第１の端末によ
るチぢウズンーぺ１゛ンテキストアタソク（ｃｈｏｓｅ
ｎ−ｐｌａｉｎｔｅｘｔ ａｔｔａｃｋ）が不可能と
なる。また、第１の端末と第２の端末が正当なペアであ
った場合、通信路上に表れるデータはＲＨの暗号化デー
タＸ−ｅ Ｋ １ （ＲＮ ）とＲＮの変換値の暗号化
データＵ”ｅＫｌ（φ（ＦＩＮ）である。そのため、通
信路を盗聴している第３者によるノウンープレインテキ
ストアタック（ｋｎｏｗｎ−ｐｌａｉｎｔｅｘｔ ａｔ
ｔａｃｋ）も不可能となる。
るチぢウズンーぺ１゛ンテキストアタソク（ｃｈｏｓｅ
ｎ−ｐｌａｉｎｔｅｘｔ ａｔｔａｃｋ）が不可能と
なる。また、第１の端末と第２の端末が正当なペアであ
った場合、通信路上に表れるデータはＲＨの暗号化デー
タＸ−ｅ Ｋ １ （ＲＮ ）とＲＮの変換値の暗号化
データＵ”ｅＫｌ（φ（ＦＩＮ）である。そのため、通
信路を盗聴している第３者によるノウンープレインテキ
ストアタック（ｋｎｏｗｎ−ｐｌａｉｎｔｅｘｔ ａｔ
ｔａｃｋ）も不可能となる。
発明が解決しようとする課題
しかしながら上記第２の従来例においては暗号アルゴリ
ズムと復号アルゴリズム以外に、ある変換アルゴリズム
を第１の端末と第２の端末間で共有する必要がある。
ズムと復号アルゴリズム以外に、ある変換アルゴリズム
を第１の端末と第２の端末間で共有する必要がある。
本発明は掛かる点に鑑み、データとその暗号文の対が通
信路に表れることがなく、さらに暗号アルゴリズムと復
号アルゴリズム以外にはなんらの変換アルゴリズムを共
有する必要のない端末認証方法を提供することを目的と
する。
信路に表れることがなく、さらに暗号アルゴリズムと復
号アルゴリズム以外にはなんらの変換アルゴリズムを共
有する必要のない端末認証方法を提供することを目的と
する。
課題を解決するだめの手段
本発明は第１の端末が第２の端末を認証する場合、第１
の端末が第１の番号を発生する過程と、第１の端末が前
記第１の番号を前記第１の暗号キーで暗号化して第２の
番号を得る過程と、第１の端末が前記第１の番号を前記
第１の暗号キーで復号化して第３の番号を得る過程と、
第１の端末が第２の端末に前記第２の番号を送信する過
程と、第２の端末が前記第２の番号を前記第２の暗号キ
ーで復号化して第４の番号を得る過程と、第２の端末が
前記第４の番号を前記第２の暗号キーで復号化して第５
の番号を得る過程と、第２の端末が第１の端末に前記第
５の番号を送信する過程と、第１の端末が前記第３の番
号と前記第５の番号を比較して、両者が同じときに第２
の端末の正当性を認証する過程よりなる端末認証方法で
ある。
の端末が第１の番号を発生する過程と、第１の端末が前
記第１の番号を前記第１の暗号キーで暗号化して第２の
番号を得る過程と、第１の端末が前記第１の番号を前記
第１の暗号キーで復号化して第３の番号を得る過程と、
第１の端末が第２の端末に前記第２の番号を送信する過
程と、第２の端末が前記第２の番号を前記第２の暗号キ
ーで復号化して第４の番号を得る過程と、第２の端末が
前記第４の番号を前記第２の暗号キーで復号化して第５
の番号を得る過程と、第２の端末が第１の端末に前記第
５の番号を送信する過程と、第１の端末が前記第３の番
号と前記第５の番号を比較して、両者が同じときに第２
の端末の正当性を認証する過程よりなる端末認証方法で
ある。
作用
本発明は前記した構成により、通信路上に表れる第２の
番号は第１の番号の暗号化データ、また第５の番号は第
４の番号（両者の暗号キーが同じ場合筒４の番号−第１
の番号）の復号化データとなる。従ってデータとその暗
号化データが通信路上に表れることはない。また、端末
間で共有するアルゴリズムは暗号アルゴリズムとその逆
関数である復号化アルゴリズムだけである。
番号は第１の番号の暗号化データ、また第５の番号は第
４の番号（両者の暗号キーが同じ場合筒４の番号−第１
の番号）の復号化データとなる。従ってデータとその暗
号化データが通信路上に表れることはない。また、端末
間で共有するアルゴリズムは暗号アルゴリズムとその逆
関数である復号化アルゴリズムだけである。
実施例
第１図は本発明の一実施例における端末認証方法の説明
図を示すものである。なお、この図は、第１の端末が第
２の端末を認証する場合の構成を示している。
図を示すものである。なお、この図は、第１の端末が第
２の端末を認証する場合の構成を示している。
第１図において１は第１の端末、２は第２の端末である
。３（第１の端末内）は乱数発生部、４（第１の端末内
）は第１の端末の秘密の暗号キーに１を格納している記
憶部、６（第２の端末内）は第２の端末の秘密の暗号キ
ーに２を格納している記憶部、６（第１の端末内）はに
１を暗号キーとしてデータを暗号化する暗号部、７（第
２の端末内）はに２を復号キーとしてデータを復号化す
る第１の復号部、８（第２の端末内）はに２を復号キー
として復号化する第２の復号部、９（第１の端末内）は
に１を復号キーとしてデータを復号化する復号部、１０
（第１の端末内）は第２の端末の復号部８から送信され
てきたデータと復号部９の出力データを比較して、両者
が同じときのみ第２の端末の正当性を認証する認証部で
ある。
。３（第１の端末内）は乱数発生部、４（第１の端末内
）は第１の端末の秘密の暗号キーに１を格納している記
憶部、６（第２の端末内）は第２の端末の秘密の暗号キ
ーに２を格納している記憶部、６（第１の端末内）はに
１を暗号キーとしてデータを暗号化する暗号部、７（第
２の端末内）はに２を復号キーとしてデータを復号化す
る第１の復号部、８（第２の端末内）はに２を復号キー
として復号化する第２の復号部、９（第１の端末内）は
に１を復号キーとしてデータを復号化する復号部、１０
（第１の端末内）は第２の端末の復号部８から送信され
てきたデータと復号部９の出力データを比較して、両者
が同じときのみ第２の端末の正当性を認証する認証部で
ある。
なお、この場合の暗号化方式はＤＥＳ暗号などの共通鍵
暗号方式を想定している。暗号化アルゴリズム、その逆
変換である復号化アルゴリズムは必ずしも秘密である必
要はない。両者では同じキーを用いるがそのいずれに用
いられるかによって暗号キー、復号キーと称することに
する。
暗号方式を想定している。暗号化アルゴリズム、その逆
変換である復号化アルゴリズムは必ずしも秘密である必
要はない。両者では同じキーを用いるがそのいずれに用
いられるかによって暗号キー、復号キーと称することに
する。
以上のように構成された従来の端末認証方式において第
１の端末が第２の端末を認証する場合の動作について以
下説明する。
１の端末が第２の端末を認証する場合の動作について以
下説明する。
（１）第１の端末が乱数発生部３において乱数ＲＮを発
生する。
生する。
（２）第１の端末は暗号部６において記憶部４に格納さ
れている秘密の暗号キーに１を用いて前記！’ＩＮを暗
号化する。暗号化したデータをＸをする。
れている秘密の暗号キーに１を用いて前記！’ＩＮを暗
号化する。暗号化したデータをＸをする。
（３）第１の端末は第２の端末にデータＸを送信する。
（４）第２の端末は第１の復号部７において記憶部６に
格納されている秘密の復号キーに２を用いて（３）で第
１の端末より送信されてきたデータＸを復号化する。復
号化したデータをＹとする。
格納されている秘密の復号キーに２を用いて（３）で第
１の端末より送信されてきたデータＸを復号化する。復
号化したデータをＹとする。
（５）第２の端末は第２の復号部８において記憶部６に
格納されている秘密の復号キーに２を用いてデータＹを
復号化する。復号化したデータを２とする。
格納されている秘密の復号キーに２を用いてデータＹを
復号化する。復号化したデータを２とする。
（θ）第２の端末は第１の端末にデータ２を送信する。
（′７）第１の端末は復号部９において記憶部４に格納
されている秘密の復号キーに１を用いて乱数ＲＮを復号
化する。復号化したデータをＵとする。
されている秘密の復号キーに１を用いて乱数ＲＮを復号
化する。復号化したデータをＵとする。
（８）第１の端末は認証部１０において２とＵを比較す
る。端末２が端末１にとって正当な端末の場合、Ｋ１と
に２、ＲＮとＹ、ＺとＵカッ；ｈ−’ｉ＝’れ一致して
いる。従ってＺ＝Ｕのときのみに第１の端末は第２の端
末を正当であると認証する。
る。端末２が端末１にとって正当な端末の場合、Ｋ１と
に２、ＲＮとＹ、ＺとＵカッ；ｈ−’ｉ＝’れ一致して
いる。従ってＺ＝Ｕのときのみに第１の端末は第２の端
末を正当であると認証する。
以上のように本実施例によれば第２の端末は送信された
データＸに対してθ−’に２ （ｅ−’え、（３））を
応答する。そのため第１の従来例で行うことができた敵
対的な第１の端末によるチョウズンーペインテキストア
タンク（ｃｈｏｓｅｎ−ｐｌａｉｎｔａｘｔ ａｔｔａ
ｃｋ）が不可能となる。また、第１の端末と第２の端末
が正当なペアである場合、Ｋ１＝に２ 、ＲＮ＝Ｙとな
る。従って通信路上のデータはｅＫｌ（ＲＮ）とθ−’
＋（Ｒｕ）となる。よって通信路上のデータを盗聴した
第３者によるノウンーベインテキストアタノク（ｋｎｏ
ｗｎ−ｐｌａｉｎｔａｘｔ ａｔｔｚｃｋ）は不可能と
なる。
データＸに対してθ−’に２ （ｅ−’え、（３））を
応答する。そのため第１の従来例で行うことができた敵
対的な第１の端末によるチョウズンーペインテキストア
タンク（ｃｈｏｓｅｎ−ｐｌａｉｎｔａｘｔ ａｔｔａ
ｃｋ）が不可能となる。また、第１の端末と第２の端末
が正当なペアである場合、Ｋ１＝に２ 、ＲＮ＝Ｙとな
る。従って通信路上のデータはｅＫｌ（ＲＮ）とθ−’
＋（Ｒｕ）となる。よって通信路上のデータを盗聴した
第３者によるノウンーベインテキストアタノク（ｋｎｏ
ｗｎ−ｐｌａｉｎｔａｘｔ ａｔｔｚｃｋ）は不可能と
なる。
なお、第１の端末で生成した乱数は通信路上に表れずに
２端末間で共有できる。よってこの値をセツション鍵と
して用いることが可能である。また、上記の操作の２端
末の立場を入れ替えた操作も行うことによって端末間の
相互認証を行うことができる。第２の端末が第１の端末
を認証するときの共通の秘密キーとして第１の端末が第
２の端末を認証したときに用いた乱数を用いてもよい。
２端末間で共有できる。よってこの値をセツション鍵と
して用いることが可能である。また、上記の操作の２端
末の立場を入れ替えた操作も行うことによって端末間の
相互認証を行うことができる。第２の端末が第１の端末
を認証するときの共通の秘密キーとして第１の端末が第
２の端末を認証したときに用いた乱数を用いてもよい。
発明の詳細
な説明したように、本発明によれば通信路上にデータと
それに対する暗号データが表れないため敵対的な端末に
よるチョウズンーベインテキストアタソク（ｃｈｏｓｅ
ｎ−ｐｌａｉｎｔｅｘｔ ａｔｔａｃｋ）と通信路上の
データを盗聴する第３者によるノウンーベインテキスト
アタック（ｋｎｏｗｎ −ｐｌａｉｎｔｅｘｔａｔｔａ
ｃｋ ）が不可能となる。従って秘密の暗号キーの安全
性が保証される。また、各端末でシステムをソフトで実
現する場合、共通の暗号アルゴリズムと復号アルゴリズ
ムのモジュールを用意しておくだけでよい。
それに対する暗号データが表れないため敵対的な端末に
よるチョウズンーベインテキストアタソク（ｃｈｏｓｅ
ｎ−ｐｌａｉｎｔｅｘｔ ａｔｔａｃｋ）と通信路上の
データを盗聴する第３者によるノウンーベインテキスト
アタック（ｋｎｏｗｎ −ｐｌａｉｎｔｅｘｔａｔｔａ
ｃｋ ）が不可能となる。従って秘密の暗号キーの安全
性が保証される。また、各端末でシステムをソフトで実
現する場合、共通の暗号アルゴリズムと復号アルゴリズ
ムのモジュールを用意しておくだけでよい。
第１図は本発明における一実施例の端末認証方法の説明
図、第２図は第１の従来例の端末認証方式の説明図、第
３図は第２の従来例の端末認証方式の説明図である。 １．１１．２１・・・・・第１の端末、２，１２゜２２
゛＝−゛第２の端末、３ 、１３ 、２３・・・・・
・乱数発生部、４，１４．２４・・・・・・暗号キーに
１記憶部、５ 、１５ 、２ Ｅ５−・・・−・暗号キ
ーに２記憶部、１０゜１８．３２ ・・・・認証部。
図、第２図は第１の従来例の端末認証方式の説明図、第
３図は第２の従来例の端末認証方式の説明図である。 １．１１．２１・・・・・第１の端末、２，１２゜２２
゛＝−゛第２の端末、３ 、１３ 、２３・・・・・
・乱数発生部、４，１４．２４・・・・・・暗号キーに
１記憶部、５ 、１５ 、２ Ｅ５−・・・−・暗号キ
ーに２記憶部、１０゜１８．３２ ・・・・認証部。
Claims (1)
- 第１及び第２の端末がそれぞれ第１及び第２の暗号キー
を持ち、暗号キーが両者で同じときに互いの正当性を認
証する端末認証方法であって、第１の端末が第２の端末
を認証する場合、第１の端末が第１の番号を発生する過
程と、第１の端末が前記第１の番号を前記第１の暗号キ
ーで暗号化して第２の番号を得る過程と、第１の端末が
前記第１の番号を前記第１の暗号キーで復号化して第３
の番号を得る過程と、第１の端末が第２の端末に前記第
２の番号を送信する過程と、第２の端末が前記第２の番
号を前記第２の暗号キーで復号化して第４の番号を得る
過程と、第２の端末が前記第４の番号を前記第２の暗号
キーで復号化して第５の番号を得る過程と、第２の端末
が第１の端末に前記第５の番号を送信する過程と、第１
の端末が前記第３の番号と前記第５の番号を比較して、
両者が同じときに第２の端末の正当性を認証する過程よ
りなる端末認証方法。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP63087458A JPH01259443A (ja) | 1988-04-08 | 1988-04-08 | 端末認証方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP63087458A JPH01259443A (ja) | 1988-04-08 | 1988-04-08 | 端末認証方法 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH01259443A true JPH01259443A (ja) | 1989-10-17 |
Family
ID=13915427
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP63087458A Pending JPH01259443A (ja) | 1988-04-08 | 1988-04-08 | 端末認証方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH01259443A (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH04230566A (ja) * | 1990-11-05 | 1992-08-19 | Internatl Business Mach Corp <Ibm> | 遠隔位置に設置したコンピュータによる通信のための機密防護通信システム及び方法 |
-
1988
- 1988-04-08 JP JP63087458A patent/JPH01259443A/ja active Pending
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPH04230566A (ja) * | 1990-11-05 | 1992-08-19 | Internatl Business Mach Corp <Ibm> | 遠隔位置に設置したコンピュータによる通信のための機密防護通信システム及び方法 |
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