JPH03162152A - 携帯用暗号鍵記憶装置 - Google Patents

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】 ［発明の目的コ （産業上の利用分野） 本発明は、公開鍵暗号を取扱う情報通信システムのユー
ザ端末に接続されて使用される携帯用暗号鍵記憶装置に
関する。

（従来の技術） 各種情報通信システムにおいては、メッセージの作或者
が誰なのか、メッセージが通信途上において改ざんされ
ていないが、通信相手は本人に間違いないかなど各種の
事項を認証することが重要要件となっている。また、通
信回線や記憶媒体から不正にデータが読み出されること
を防止するデータ守秘も重要性を増している。

この種認証及び守秘の機能を実現する方峡として暗号技
術、特に公開鍵暗号技術が挙げられる。

この技術は、ある互いの逆変換を特定する情報としてあ
る特定のユーザあるいは装置だけに固有の秘密鍵及び不
特定多数のユーザあるいは装置に公開される公開鍵の二
種類の鍵を用いる暗号方式で、公開鍵を用いて作成され
た暗号文は秘密鍵を用いて解読でき、公開鍵から対応す
る秘密鍵を求めることは計算量的に困難であることが特
徴である。

公開鍵暗号技術の中で最も有名で、かつ有望視されてい
る方式としては、暗号通信にも認証通信にも利用できる
Ｒ　Ｓ　Ａ　（Ｒ１ｖｅｓｔ−Ｓｈａｍｉｒ−＾旧ｅｍ
ａｎ　）方式が挙げられる。

ＲＳＡ暗号方式は通信相手の公開鍵を（ｅ，ｎ）、秘密
鍵をｄ，Ｍを平文、Ｃを暗号文として、次の計算式（１
）、（２）により暗号化、復号化が行われる。

Ｃ　−　Ｍ　　ｌ！ｌｏｄ　ｎ　　　　　　　　　　　
＝ｉｌ）Ｍ　−　Ｃ　ｄＩｌｏｄ　ｎ　　　　　　　　
　　　　＝１２）ＲＳＡ暗号の安全性を保証するために
ｎ，ｄは１０進１５０桁（５１２ビット）程度の大きさ
が必要となる。ｅはかなり小さくてよく、１−０進１０
桁（２０ビット）程度で十分である。

上記式において（１〉が暗号化の操作，（２〉が復号化
の操作になる。逆に、平文をＣとして（２）式の操作に
より暗号文（署名文）Ｍを作成することをディジタル署
名と呼ぶ。この場合、（１）の操作は署名の検査に相当
する。いずれの使い方においても（２）式の操作ができ
るのは秘密鍵ｄを知っているものに限られる。

第５図〜第７図にＲＳＡ暗号を利用した情報通信システ
ムの構成例を３例示した。

第５図に示すシステムは、ネットワーク１に管理センタ
２と多数の端末３を接続し、各端末に秘密鍵記憶装置と
してのＩＣカード４を接触または非接触で接続可能とし
、各端末３及び管理センタ２に全会員の公開鍵を記憶し
た公開鍵リスト５を設けたものである。

このシステムは、各ユーザが他のユーザ全員の公開鍵を
いわば電話帳のような形でリストとして保持する方式で
あり、自己の公開鍵リスト５を自由に検索できる利点は
あるものの、新規ユーザがシステムに加入するたびに、
また、あるユーザが自分の公開鍵を変更するたびに、全
員の公開鍵リストラを変更しなければならないという欠
点がある。

第６図に示すシステムは、公開鍵リスト５を管理センタ
２にのみ設け、管理センタ２が公開鍵リストラを集中的
に管理する方式である。このシステムでは、公開鍵リス
ト５が１ケ所で集中管理されるので、リスト変更が容易
となるが、各ユーザは通信相手の公開鍵が必要となるた
びに管理センタ２の公開鍵リストラにアクセスするので
管理センタ２に負荷集中するという欠点がある。

第７図に示したシステムは、第５図及び第６図に示した
公開鍵リストラを排除する方法で、ユーザは通信相手の
公開鍵が必要となるたびに直接、通信相手の端末３ない
しＩＣカード４のメモリ６に記憶された公開鍵を送信し
てもらうというものである。このシステムでは、公開鍵
リストらが排除されるので、その管理が不要となる利点
があるという反面、通信相手がスタンバイ状態でないと
公開鍵が得られないという欠点がある。

以上示したシステム例において、いずれの場合にも端末
３には、秘密鍵を保持するためのＩＣカ一ド４が利用さ
れる。秘密鍵記憶装置としてＩＣカード４を用いる理由
は主に次のような利点があるからである。

■　ＩＣカードは、パスワード検査によるアクセス制御
が可能であり、不正なユーザの使用を排除できる。

■　ＩＣカードは可搬性の点で優れており、ＩＣカード
のリーダ・ライタを備えた計算機端末であればどれでも
利用できる。

■　ＩＣカードを分解して内部に記憶されている情報を
読み出すことは困難である。

ところで、上記の如き情報通信システムにあっては、第
３者による“なりすまし”の問題がある。

これは、例えば第７図に示すシステムにおいて、ユーザ
ＡがユーザＢに公開鍵（ｅＢ．ｎｅ）の要求信号を送信
した場合を仮定すると、この要求信号を傍受したユーザ
Ｃが、自分の公開鍵（　ｅｃ　＋ｎｃ）をユーザＢを装
ってユーザＡに送り付ければ、ユーザＡはユーザＢの公
開鍵が送られてきたものと欺かれる。この時、ユーザＡ
がユーザＢに対して作成した暗号文Ｃは、Ｍｍｏｄｎｃ
となるから復号鍵ｄｃをもつユーザＣによって復号され
ることになる。

このようななりすましの問題に対処する方法としてｋｏ
ｈｎｆ’ｅｌｄｅｒによって示された方法（　”Ａ　Ｍ
ｅｔｈｏｄ　ｆｏｒ　Ｃｅｒｔｉｆｉｃａｔｌｏｎ，−
ＨＩＴ　Ｌａｂ　．　ｆｏｒ　Ｃｏｏ＋ｐｕＬｅｒＳｃ
ｉｅｎｃｅ，Ｃａｍｂｒｉｄｇｅ，Ｍａｓｓ．（１９７
８））がある。この方法は例えば第７図において、管理
センタ２がユーザＩＤ及びユーザ公開鍵にディジタル署
名を行い、その署名文をもって公開鍵証明書とするもの
である。相手ユーザの公開鍵とセンタ２の公開鍵証明書
を得たユーザは管理センタ２の公開鍵ｅｏ，ｎｏを使っ
て証明書を検査することにより、ユーザ公開鍵の正当性
を確認できる。

ＲＳＡ暗号を利用することを想定し、シャドウ型の署名
及びインプリント型の署名に・つき具体的な利用法を説
明する。管理センタ２の秘密鍵をｄｏ、公開鍵を（ｅｏ
，　ｎｏ）　、ユーザｉのＩＤを１０１　、公開鍵を（
　ｅｌ，　ｎｌ）とする。

［シャドウ型の署名〕 まず、センタ２で作威されるユーザｉの公開鍵証明書Ｃ
ｅｒｔｉは次式で示される。

Ｃｅｒｔｌ−（１０１，ｅｌ．ｎ１）ｄｏ　ｍｏｄ　ｎ
ｏ　　　　　＝−＜３＞メッセージ（　ｌＤｌ，ｅｌ．
ｎ１）はランダム・データに近いためこのメッセージを
適当にフォーマッティングして冗長性を加えたデータに
対してディジタル署名をする。なお、このようにフォー
マッティングされるデータのサイズが法ｎｏのサイズを
越える場合には、２ブロックに分割してそれぞれのブロ
ックに対してディジタル署名を施す。

ユーザに対して送信された証明書Ｃｅｒｔｉの検査は次
式で行われる。

Ｄａｔａｌ＝　（ｌＤｉ　，　　ｅ　ｉ　，　　ｎ　ｉ
　）−　ＣｅｒｔＩｍｏｄ　ｎｏ　　　　　　　−　（
４）よって、証明書Ｃｅｒｔ　ｉの形式がフォーマット
に合っていること、ＩＤｉが相手ユーザの１０に一致し
ていることを確認し、Ｄａｔａｌから相手公開鍵（ｅｉ
，ｎ１）を得ることができる。

この方式の場合、証明書Ｃｅｒｔｉだけあれば相手公開
鍵を得ることができる。しかし、通常、メッセージ（ｌ
Ｄｉ　，ｅｉ，ｎｌ）に約１．５倍の冗長度が付けられ
るので、証明書Ｃｅｒｔｌのサイズはユーザ公開鍵情報
（ＩＤｉ　，ｅｌ，ｎｉ）に対して約１、５〜２倍にな
る。

［インプリント型の署名］ 本方式では、コリージョン・フリーな一方向性関数ｆを
用いてｌＤｉ　，ｅｉ，ｎｌを連結したメッセージ（ｌ
Ｄｉ　．ｅｉ，ｎｌ）をハッシング（圧縮）する。ノ）
ツシュ結果に対してディジタル署名したものをユザｉの
公開証明書Ｃｅｒｔｉとし、この証明書Ｇｅｒｔｉと公
開鍵情報（　１０　ｉ　，ｅｌ，ｎ［）とをユーザのｉ
の公開鍵を必要とするユーザに対して送信する。

ｄＯ ＣｅｒｔＩ　−『（ｌＤ１．ｅｉ．ｎｌ　）　　　ｆｆ
ｌｏｄ　ｎｏ　　　＝・（５）証明書Ｃｅｒｔｉ及び公
開鍵情報（　１０１，ｅｌ．ｎ１）を受信したユーザは
、この公開鍵情報をハツシングした結果ｆ（ＩＤｉ，ｅ
ｌ，ｎｌ　）と証明書Ｃｅｒｔｌを次式（６〉ニより復
号した結果が一致することを確認し、ユーザｉの公開鍵
ｅｉ，ｎｌを得る。

ｒ（１０１，ｅｌ，ｎｉ　）　−Ｃｅｒｔｉ　　　ａ＋
ｏｄ　ｎｏ　　　−（６）この方法では証明書ｃｅｒｔ
Ｉのサイズはセンタ２の公開鍵ｎｏのサイズに一致し、
通常ユーザの公開鍵情報（ＩＤｉ　．ｅｌ，ｎ１）のサ
イズの方がセンタ３の公開鍵のサイズよりも大きいので
、証明書ｃｅｒｔｔ自身のサイズはユーザｉの公開鍵情
報（ｌＤｉ，ｅｉ，ｎｌ）のサイズより小さくなる。し
かし、証明書の検査に当たっては、証明書以外に公開鍵
情報（Ｉ［）ｉ　，ｅｌ，ｎｌ）が必要になるので実質
的には証明書のサイズは１．５倍程度になる。インプリ
ント型署名を利用する場合に管理センタ２が所有する公
開鍵リスＩ−５Ａの概念図を第８図に示す。図示のよう
に、このリストラＡには、ＩＤ情報、公開鍵データ、公
開鍵証明書の３つが記録されている。

以上説明してきたようにＫｏｈｎｆｅｌｄｅｒの方法に
より第三者のなりすましは防止できるが、公開鍵証明書
のサイズはもとのユーザ公開鍵のサイズに比べて１．５
〜２倍程度に大きくなる。したがって、この証明書をリ
ストとして管理する場合にはリストのサイズが増加し、
また通信のたびに相手から送ってもらうことにすると通
信量が増加するという問題点がある。さらに、相手公開
鍵が必要となるたびに証明書を検査しなければならない
のでユーザ側の処理量が増加することも問題点に挙げら
れる。

（発明か解決しようとする課題） 以上述べてきたように、従来よりの各種の公開鍵の管理
方式では、公開鍵リストの更新が容易にはできなかった
り、公開鍵管理センタに負荷が集中したり、相手端末が
スタンバイ状、態でないと公開鍵が得られなかったり、
公開鍵証明書による公開鍵リストのサイズが増大し、相
手公開鍵が必要となるたびに公開鍵証明書の検査が必要
となるなど、公開鍵の管理が大変で、システム効率が悪
いという問題点があった。

そこで、本発明は、公開鍵の管理が容易で、システム効
率を向上させることができる携帯用暗号鍵記憶装置を提
供することを目的とする。

［発明の構成コ （課題を解決するための手段） 上記課題を解決する本発明の携帯用暗号鍵記憶装置は、
公開鍵暗号を取扱う情報通信システムのユーザ端末に接
続されて使用される携帯用暗号鍵記憶装置７において、
ユーザの正当性を確認するユーザ確認手段８と、他の装
置と通信を行うための通信手段９と、自己の装置７に固
有の秘密鍵を記憶すると共に頻繁に通信することとなる
相手装置の公開鍵を複数記憶可能の公開鍵記憶領域１０
Ａを有する記憶手段１０と、該記憶手段１０に記憶され
た通信相手の公開鍵を用いて適宜暗号化処理を行うと共
に通信相手の公開鍵及びその正当性証明情報が前記通信
手段９を介して入力されｆ．７とき前記正当性証明情報
の正当性を検査する演算手段１１と、制御手順は変更不
能に構成され前記演算手段１１で前記正当性証明書の正
当性が判断されたとき当該通信相手の公開鍵を前記記憶
手段］０の公開鍵記憶領域１０Ａに書き込み可能とする
制御手段１２を備えて或ることを特徴とする。

（作用） 本発明の携帯用暗号鍵記憶装置では、自己の装置の秘密
鍵を記憶すると共に頻繁に通信することとなる相手装置
の公開鍵を複数ｉ＋：！憶可能の比較的小さな容量の公
開鍵記憶領域１０Ａを有する記憶手段１０を備えている
。したがって、この記憶手段１０の公開鍵記憶領域１０
Ａに頻繁に通信する相手装置に限ってその公開鍵を記憶
をしておけば、多くの場合に自己が有する公開鍵のみで
他のユーザと暗号通信できる。

また、本発明では、他のユーザないし管理センタから送
信されてきた公開鍵及びその正当性証明情報を人力し、
その正当性を判断した上でその公開鍵を前記記憶手段１
０の公開鍵記憶領域１０Ａに書込み可能とする演算手段
１１及び制御手段１２を備えており、制御手段１２の制
御手順はその内容を変更不可能に構戊されている。した
がって、自装置７内に記憶されていない相手公開鍵が今
後頻繁に必要となると考えられるときのみ前記記憶手段
１０の公開鍵記憶領域１０Ａに記憶可能の範囲で他のユ
ーザの公開鍵を記録してゆくことができる。また、この
とき、本発明ではその書込み手順は限定されないので、
公開鍵記憶領域１０Ａの記憶容量が満杯となったとき複
数記憶された公開鍵のうち使用頻度の一番低いものを次
の新たな公開鍵で更新するなど各種の応用ができるもの
である。

（実施例） 以下、本発明の実施例を説明する。

第１図は本発明の一実施例に係る携帯用暗号鍵記憶装置
のブロック図、第２図は公開鍵記憶領域の記憶内容を示
す説明図、第３図は応用システムの構或例を示す説明図
である。

第１図において、本例の暗号鍵記憶装置７は、ＩＣカー
ドを用いて携帯用に構成され、ユーザの正当性を確認す
るユーザ確認手段８と、他の装置と通信を行うための通
信手段９と、自己の装置７に固有の秘密鍵を記憶すると
共に頻繁に通信する相手装置の公開鍵を複数記憶可能の
公開鍵記憶領域１−ＯＡを有する記憶手段１ｏと、記憶
手段１ｏに記憶された通信相手の公開鍵を用いて通信相
手の公開鍵及びその正当性証明情報が前記通信手段９を
介して人力されたとき前記正当性証明情報の正当性を検
査する演算手段１１と、制御手順は変更不能に構戊され
前記演算手段１〕で前記正当性証明書の正当性が判別さ
れたとき当該通信相手の公開鍵を前記記憶手段１０の公
開鍵記憶領域１０Ａに書き込み可能とする制御手段１２
を備えて成る。

上記において、ユーザ確認手段８は、／くスワド照合や
指紋照合などにより、ユーザの正当性を確認するもので
ある。

通信手段９は、ＩＣカード・リーダ・ライタを介して外
部計算機と通信するものである。

記憶手段１０は不揮発性メモリとしてのＥ２ＰＲＯＭで
構成され、ここに公開鍵記憶領域１．　Ｏ　Ａを記憶さ
せる。たたし、前記制御手段１２の制御プログラムは読
み出し専用で書換不能のＲＯＭに５己憶させるものとす
る。

第２図に示すように、公開鍵記憶領域１０Ａには、限ら
れた記憶容量内で頻繁に使用する公開鍵がＩＤと共｛こ
ｌ己憶されるようになっている。

演算手段１１は、ＲＳＡ暗号処理に必要な多倍長計算を
実行でき、デイジタル署名や相手公開鍵を用いた暗号化
などの処理を実行する。

次に、第３図に示すシステムは第６図に示したシステム
に対応するもので、ネットワーク１に管理センタ１３及
び多数の端末３が接続されている。

各端末３には前記の暗号鍵記憶装置７が接続可能とされ
、管理センタ１３にはシステムの全加入者の公開鍵情報
及び公開鍵証明書を登録した公開鍵リスト１４が接続さ
れている。

管理センタ１３は、各ユーザの秘密鍵、及び該ユーザが
頻繁に使用するとして指定したユーザについての公開鍵
を暗号鍵記憶装置７に書き込んで発行する作業と、各ユ
ーザの公開鍵に対して公開鍵証明書を作成して公開鍵リ
スト１４に登録し公開鍵リスト１４を管理する作業と、
ユーザからの公開鍵送信要求を受け、対応する公開鍵情
報および公開鍵証明書を送信する作業を遂行するもつで
ある。

相手公開鍵の登録方式を第４図にフローチャートで示し
た。本処理は通信すべき相手の公開鍵が公開鍵記憶領域
１０Ａに記憶されていない場合の要求に基いて開始され
る。

まず、ステップ４０１で相手公開鍵の送信要求を出力し
、ステップ４０２で管理センタ１３から公開鍵と証明書
を受信し、ステップ４０３で従来技術で示したと同様の
検査方式にてその検査を行う。

ステップ４０４て険査結果を判別し、証明書のｉＥ当性
が判別されたらステップ４０５で公開鍵記憶頭域に空き
が有るか否かを判別し、空きか有ればステップ４０６で
登録する。

一方、ステップ４０４で証明書の正当性か認められなか
った場合には、ステップ４０７へ移行してその公開鍵は
登録しない。

また、ステップ４０４　　４０５で証明書の正当性は認
められるものの公開鍵記憶領域１０Ａに空き領域が無い
と判断される場合には、ステップ４０８で公開鍵登録命
令が人力されているか否かを↑１１別する。

この公開鍵登録命令は、ユーザ指定によるもので、例え
ば今後頻繁に使用することが予定されるユーザに対し、
登録すべきであることを指定するものである。

そこで、ステップ４０８で登録命令が人力されている場
合には、ステップ４０１へ移行してその公開鍵を登録す
る。ただし、このとき、公開鍵登録領域１０Ａには空き
が無いので、使用頻度の低い、または長期に亘って不使
用の公開鍵を一つだけ抹消する。

ステップ４０８で特に登録命令が入力されていない場合
は、本公開鍵は今回限り使用するものとして、公開鍵記
憶領域１０Ａには登録しない。

第４図に示す手順は、例えばプログラムとして設定し専
用のＲＯＭに書いているので列えばコンピュータ・ウィ
ルスなどによっても侵されることがない。

よって、暗号鍵記憶装置７内に書き込まれた公開鍵は、
再び同しユーザＩＤに対する公開鍵情報と公開鍵証明書
が受信され、その公開鍵証明書の検査結果が正常である
場合以外は書き替えが不可能となるように制御される。

公開鍵の変更時には、例えば、新しい公開鍵データに対
応する公開鍵証明書を管理センタ１３に発行してもらい
、その公開鍵データと公開鍵証明書を頻繁に通信する相
手ユーザに送信し、制御手段１２に更新指令を与えるよ
うにすればよい。

暗号鍵記憶領域１０Ａ内に記録された相手ユーザの公開
鍵を使った暗号化およびデイジタル署名の検査は自装置
７内の演算手段１１を利用して行う。暗号鍵記憶装置７
内で行う暗号処理を高速化するために、例えば演算手段
１１として暗号鍵記憶装置７内に暗号処理ノ＼−ドウエ
アを組み込む方法が挙げられるが、秘密鍵等の秘密情報
を外部端末に示すことなく暗号化処理の処理時間を短縮
する方法としての“依頼計算”を用い、外部端末の計算
能力を借りることもできる。暗号処理としてＲＳＡ暗号
を利用する場合に用いることができる依頼計算の手順は
例えば次の３つの文献に示されている。

［文献１コ 加藤光幾，松本勉，今井秀樹，“安全な計算依頼法につ
いて”，　１９８８年暗号と情報セキュリティシンポジ
ウム資料。

［文献２］ 松本勉，今井秀樹“秘密を漏らさずにサービスを依頼す
る方法について”，　ｌ！３８９年暗号と情報セキュリ
ティシンポジウム資料。

［文献３］ 川村信一，新保淳．“依頼計算によるＲＳＡ暗号の秘密
変換”，　１９８９年暗号と情報セキュリティシンポジ
ウム資料。

以上により、本例の携帯用暗号鍵記憶装置７によれば、
ＩＣカードの特性を十分活用できることは勿論のこと、
頻繁に通信する複数のユーザの公開鍵のみをリストとし
て持つ構戊となっているので、ユーザのリストサイズを
大幅に削減することができる。

また、暗号鍵記憶装置７の中に幾つか相手ユーザの公開
鍵が記憶されているので、暗号鍵記憶装置７に必要な公
開鍵が登録されていない場合にのみセンタ・リストもし
くは相手端末にアクセスすればよく、通信回線の利用効
率が大幅に向上する。

また、例えばフロッピーディスク等のアクセス制御能力
のない媒体では、ディスク内の情報を容易に書き替える
ことができるため、公開鍵証明書を一緒に書き込んてお
かなけれけばならないのに対し、本例の如＜ＩＣカード
等のアクセス制御能力のある媒体に記録する場合には情
報の書き替えは困難である。したがって、公開鍵証明書
は最初の公開鍵情報の書き込み時の検査に利用すればそ
の後の処理には不必要になる。よって、公開鍵証明書を
記録する必要はなく、公開鍵証明書のデータ量だけ記憶
領域は削減できる。

本発明は、上記実施例に限定されるものではなくその要
旨を逸脱しない範囲で適宜変形して実施できる。

［発明の効果］ 以上の通り、本発明は、秘密鍵の記憶に加えて各ユーザ
において頻繁に使用することとなる相手ユーザの公開鍵
のみを小規模リストで個別に保持されるようにした携帯
用暗号鍵記憶装置であるので、従来のいずれの情報通信
システムに対しても公開鍵の管理が容易で、システム効
率を向上させることができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明による携帯用暗号鍵記憶装置のー実施例
を示すブロック図、第２図は上記暗号鍵記憶装置が有す
る公開鍵記憶領域の記憶内容を示す説明図、第３図は上
記暗号鍵記憶装置を利用した情報通信ネットワークの構
成例を示す説明図、第４図は上記暗号鍵記憶装置に相手
公開鍵を登録する手順を示すフローチャート、第５図は
公開鍵暗号を利用した従来の情報通信ネットワークの一
構成図、第６図は公開鍵暗号を利用した従来の情報通信
ネットワークの別な一構成図、第７図は公開鍵暗号を利
用した従来の情報通信ネットワークのさらに別な一構成
図、第８図は従来の公開鍵リストの概念図である。 ７・・・携帯用暗号鍵記憶装置（ＩＣカード）８・・・
ユーザ確認手段 ９・・・通信手段 ０・・記憶手段 ＯＡ・・・公開鍵記憶領域 １・・・演算手段 ２・・・制御手段

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 公開鍵暗号を取扱う情報通信システムのユーザ端末に接
   続されて使用される携帯用暗号鍵記憶装置において、ユ
   ーザの正当性を確認するユーザ確認手段と、他の装置と
   通信を行うための通信手段と、自己の装置に固有の秘密
   鍵を記憶すると共に頻繁に通信することとなる相手装置
   の公開鍵を複数記憶可能の公開鍵記憶領域を有する記憶
   手段と、該記憶手段に記憶された通信相手の公開鍵を用
   いて適宜暗号化処理を行うと共に通信相手の公開鍵及び
   その正当性証明情報が前記通信手段を介して入力された
   とき前記正当性証明情報の正当性を検査する演算手段と
   、制御手順は変更不能に構成され前記演算手段で前記正
   当性証明書の正当性が判断されたとき当該通信相手の公
   開鍵を前記記憶手段の公開鍵記憶領域に書き込み可能と
   する制御手段を備えたことを特徴とする携帯用暗号鍵記
   憶装置。