JPH0575115B2 - - Google Patents

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JPH0575115B2
JPH0575115B2 JP62110906A JP11090687A JPH0575115B2 JP H0575115 B2 JPH0575115 B2 JP H0575115B2 JP 62110906 A JP62110906 A JP 62110906A JP 11090687 A JP11090687 A JP 11090687A JP H0575115 B2 JPH0575115 B2 JP H0575115B2
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kdc
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cryptographic
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International Business Machines Corp
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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つて
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／POS）ネツト
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 通信ネツトワーク等の制御されない、場合によ
つては適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、場合によつては
数十万台もの端末を備えたネツトワークにとつて
必要である。そのようなネツトワークの代表例
は、州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）ネツトワ
ークおよび販売時点情報管理（POS）ネツトワ
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（Rivest）、シヤミール
（Shamir）、アドレマン（Adleman）のアルゴリ
ムム（RSA）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
（PKA）とよ呼ばれる。）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、内部でノードによつて生成される。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、保全性のあるチヤネルが必要である。） ネツトワーク内の端末の数が増加するに従つ
て、ある種のスケール・メリツトが働いて、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、現在の見通しはまつたく逆であ
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、大規模ネツトワークと結合する小規模ネツ
トワーク、または、幾つかの小規模ネツトワーク
を統合して１つの大規模ネツトワークにすること
に伴うものである。問題は、大規模ネツトワーク
と結合する小規模ネツトワークが、キー分配がそ
の小規模ネツトワークのみに限定されないことに
気づくことである。ネツ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。
キーを分配するための初期の手法、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ヤネルを介して公開
キーを交換することであつた。しかし、この手法
は、敵が自分の公開キーをネツトワーク内の別の
相手に送るだけで、真正ノードをよそおうことが
可能であつたので、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
ずであつた。
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
つた。特定の相手と通信したい者は先ずKDCと
連絡を取つ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つて、受け取つた署
名を公開キーで暗号化することにより、KDCか
ら受け取つ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つて登録すること
ができた。
ラカル＝ミルゴ（Racal−Milgo）はRKアル
ゴ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つて、詐偽
防止手順を実現した。この手順は、各当事者が電
話をかけ合つて、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
るというものであつた。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／
秘密キー対を生成し、次に、通信チヤネルを介し
てその公開キーを交換する。公開キーを受け取る
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け取つたことになる。この
手順は、「テレコミユニケーシヨン」
（Telecommunication）の1984年12月号に公表さ
れたC.R.アブルスカート（Abbruscato）の「公
開キーの機密保護）Public Key Security）」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、電話チヤ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（Bell Telephone Laboratories）
は、ラカル＝ミルゴの手法より前に、詐偽防止の
ため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（NTC Conference
Record）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（Data Link Encryption System）」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.マテイヤス（Stephen
M.Matyas）は、キーの導入／分配方法について
記載している。SECURICOM紀要86（1986年）に
所載の「多数の端末を備えたEFT／POSネツト
ワークにおける暗号変数の導入および分配
（Installation and Distribution of
Cryptographic Variables in an EFT／POS
Network with ａ Large Number of
Terminals）」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、機密保護ハードウエア設計によつて定義され
た変更防止モジユール（TRM）によつて輸送
（初期キー分配）中保護される。このモジユール
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、シヤミール、アドレマンのアルゴリズム
（RSA））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（PIN）の分
配に使用される手順と同様に、キー郵送係によつ
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。
数十万台の端末装置を備えたネツトワークが現
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
題となつている。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、ネツトワーク・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イテイの保
全性と真正の確認に適用される。）したがつて、
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。
大規模ネツトワークに伴うもう１つの問題は、
ネツ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。
スーパーマーケツトに導入された安価なPOS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ツトワーク全体の機
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ツトワークで配
達員によつ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つてきた。
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（Hellman）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。マテイヤス（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載している。エール
サム（Ehrsam）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、ジヨン・ウイリー＆サンズ社（John Wiley
＆Sons）発行（1982年）の「暗号：コンピユー
タ・データの機密保護における新しい次元
（Cryptography：Ａ New Dimension in
Computer Data Security）」、ペーシ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、本分の第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。
Ｃ 発明が解決しようとする問題点 したがつて、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。
Ｄ 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ツ
プを実行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）に登録させるステツプと、どんな問題が
起こつてもそれを直ちにKDCに報告するステツ
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
装置に直接入力して導入することに対しても、責
任を負わない。したがつて、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、ネツ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エアおよびソフトウエ
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ツトは、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
フトウエアを含め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CF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
護手段によつて保証される。本発明による端末初
期設定手順に先立つて、KDCは１対の公開キー
と秘密キー（PKkdc、SKkdc）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（TID）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TID
が導入された端末を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、端末初期設定手順の
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ツ
プを完了しなければならない。この手順の機密保
護は、この手順の各ステツ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
初期設定命令を受け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
効になつておらず、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TIDのも
とで暗号変数を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、したがつ
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TID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TIDを無効にすることを許す。こ
の処理は、「IDの証明を伴わないID無効化」と呼
ばれる。第２の満期日以降は、そのTIDに対する
「ID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「ID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TIDに対して登録されていることを条件
として、KDCは要求に応じてどの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SKkdc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4405829号は、いわゆる
RSA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
メーツセージにもとづいてKDCの秘密キーを用
いてデイ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末端で生成する。末端のTID
と公開キーを含む公開キー登録要求メツセージを
KDCに送る。通常の条件では、この処理を妨害
する敵はおらず、したがつて、公開キーは指定さ
れたTIDのもとでまだ登録されない。したがつ
て、KDCは、指定されたTIDのもとで公開キー
を登録し、TID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イ
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。受け取つたメツセージを確認した
後、要求装置は、指定されたTIDのもとで所望の
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つたものと同じ、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け入れられ、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つて開始されたTIDを含
むメツセージがKDCに送られ、そのTIDに対す
る「ID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、したがつて、指
定されたTID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。したがつて、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イジタル署名が作成され、要
求端末はこのデイジタル署名を使つて、導入され
た公開キーを用いて前述の方法で受け取つたメツ
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
無効になつていることを示す、確認応答をKDC
から受け取つた段階では、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。したがつて、実際的に
は「安全な」状態に到達し、したがつて、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
KDC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、KDCがメツセージを端末に送ることが好都
合なネツトワークでは、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「ID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
の後のステツプの代りに、KDCが自動的に応答
を作成して元の要求端末に送るステツプを用い
る。この応答は、この場合、要求メツセージを受
け取つたときではなく、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つたく同じで
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
答を受け取らなかつた場合、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。
Ｅ 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／
POS端末１２および１４を含むEFT／POSネツ
トワークが簡略化したブロツク・ダイヤグラムの
形で示されている。EFT／POS端末は、実際に
はネツトワーク内の数十万台の端末のこともあ
る。KDC１０には、公開キーPKkdcと秘密キー
SKkdc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
分入るものである。割り当てられたTIDは、疎ら
な（すなわち、可能な数の非常に大きな集合のう
ちから無作為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「ハツカー」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１６および１８は、それぞれ一組の
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
受け取るのではない。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つて
もよい。たとえば、端末初期設定者１６は自分に
対する命令を1986年１月１日に受け取り、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12時の満期時
間を指定される。他方、端末初期設定者１８は、
自分に対する命令を1986年２月５日に受け取り、
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。導入命令を受け取る日付をT0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ツプから
成る。端末初期設定者は、端末初期設定手順の各
ステツプを責任をもつ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、管理者、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
手順の公開キー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
TID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から受け取らなかつた場合に、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を受け取ることもあり、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ツプ１では、キー分配セン
ターから２通の通知書を受け取つているはずだ
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、一組の端末初期設定命令を指定日までに
受け取るはずだと記されている。命令には、確認
通知を受け取らなかつ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
を無効にするステツプ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、TIDを無効にするため
IDの証明が必要とされるステツプ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ツ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。
ステツプ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。このステツプは、「パーソナリゼーシ
ヨン」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。
ステツプ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（TID）、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KDC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
KDCに送る。KDCは、受け取つた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
TID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
で受け取つ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SKkdc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イ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から受け取つた場合、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つた、(b)KDCか
ら応答を受け取らなかつた、(c)KDCから受け取
つ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つた、(d)KDCが状態Ａ
にあり、KDCが何の措置も取らなかつたことを
示す、有効な応答をKDCから受け取つた、(e)
KDCが状態Ａから状態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から受け取つた、(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から受け取つた、または、(g)KDCが状態Ｄ
にあること、すなわち、公開キー登録要求メツセ
ージ内のTID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から受け取つた。
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
期時間の満了を待つて、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
ツプ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TID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IDの証明を必要と
する手順を用いてTIDを無効にしなければならな
い（ステツプ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、TID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から状態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Ｄへの状態変化、または変化しない元の
状態Ｄとして示される。
ステツプ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、もつ
と一般的には、任意の時点でのKDCの状態の照
会を行なう。このステツプを実行するには、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。IDの確認を行なうときは、
TID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。受け取つ
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ID状況、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け取
つたのと同じ時変データを含む。KDCの秘密キ
ーSKkdcを用いて前述の方法で応答メツセージ
にもとづいてデイ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から受け取つた場合、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つた、(b)KDCから応
答を受け取らなかつた、(c)KDCからの応答が無
効であつたか、またはKDCの状態を決定するに
は不十分であつた、(d)KDCが状態Ａにあること、
すなわち、最初の満期日がまた満了せず、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から受け取つた、(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から受け
取つた、(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から受け取つた、または、(g)KDCが
状態Ｄ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から受け取つ
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ｆ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１
Ｂ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
受け取らなかつた場合、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。したがつて、端末初期
設定者が開始した「ID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ツ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、ステツプ５を使用することに
なる。このステツ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ツトワーク内の
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ID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、受け取つたID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。
KDC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
中で受け取つ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
イ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から受け取つた場合、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つ
た、(b)KDCから応答を受け取らなかつた、(c)
KDCから受け取つた応答が無効であつたか、ま
たはKDCの状態を決定するには不十分であつた、
(d)KDCが状態Ｄ以外の状態にあることを示す、
有効な応答をKDCから受け取つた、または、(e)
KDCが状態Ｄにあることを示す、有効な応答を
KDCから受け取つた。
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１
Ａ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Ｄへの状
態変化、状態Ｂから状態Ｄへの状態変化、または
変化しない元の状態Ｄとして示される。
通常の音声級電話チヤネルを用いて、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
要求が受け入れられた場合、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無効化認識番号を確認しなければ
ならず、そのために、ID無効化認識番号とTID
を秘密でない片方向暗号関数に対する入力として
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ID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64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つてTIDを暗号化する
ことにより計算される。したがつて、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、TID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によつて指標づ
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。
ステツプ６は、ID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、IDの証明を伴う。このステツプは、
第３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
テツプ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、TIDを無効にするため
に複数のオプシヨンが使用できる。しかし、時間
が最も重要である。詐欺によつて登録されたキー
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ヤネ
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KDCに
受け入れられた後、都合のよい任意の通信チヤネ
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ID無効
化のためのステツプ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
ツ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への状態変化によつて反映され
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ツトワーク内の端
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、登録が受け入れられたというメツ
セージをKDCから受け取り、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、したがつて、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から受け取らなかつたことを
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から受け取つたが、ID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KDCから受け取り、
応答が端末によつ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、KDCは、TIDが無効になつたと
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に移つて、公開キーの登録が不成功だ
つたことを示し、副次手順またはバツクアツプ手
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
をまつ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KDCから応答を受
け取らなかつたことを示す。もう１つの条件は、
公開キーの登録が受け入れられたか、それとも
TIDが無効になつたかを結論するには、受け取つ
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つた場合は、状態
２に移り、公開キー登録処理がもはやKDCによ
つて受け入れられないことを示す。TIDが無効に
なつたことを示す公開キー登録応答メツセージを
KDCから受け取り、この応答が端末によつて確
認された場合は、状態７に移り、公開キーの登録
が不成功だつたことを示し、副次手順またはバツ
クアツプ手順によつ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、ID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つたく引き起こさな
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KDCから
応答をまつたく受け取らなかつたことを示す。も
う１つの条件は、応答をKDCから受け取つたが、
ID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、TIDが無効になつたことを示すID無効化応
答メツセージをKDCから受け取り、この応答が
端末によつ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から受け取つて端末で確認される口頭連絡
の結果生じることもある。ID無効化手順がT2の
満了までに完了しなかつた場合は、状態３に移
る。
状態３では、IDの証明を伴つたID無効化のみ
を行なうことができる。ここでも、状態３からの
状態遷移をまつ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KDCから応答をまつた
く受け取らなかつたことを示す。もう１つの条件
は、応答をKDCから受け取つたが、IDが無効に
なつ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、TIDが無
効になつたことを示す応答をKDCから受け取り、
この応答が端末によつ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け取られ、受け入れ
られていない。T1が満了していない間、KDCは
公開キー登録要求を受け入れるが、満了後は、登
録要求を受け入れない。有効な公開キー登録要求
をT1以前に受け取つた場合、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
け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、受け
取られた公開キーがKDCのテーブルにTIDと共
に記憶される。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。TID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
受け取るか、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Ｄ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け取つた場
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Ｄ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Ｄ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、ネツトワーク内の端
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
合によつては数十万台にものぼる多数の端末を備
えたEFT／POSネツ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、EFT／
POS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ヤ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、規準時間の後に、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、KDCは端末の公
開キーを受け取つてそれを端末IDのもとで一時
登録する。T2の後、TID無効化要求をT2以前に
受け取つ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。したがつて、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
から受け取つ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関連する秘密キーを登
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
公開キーのもとで暗号化されて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前に登録をまつたく行なわず、しかもこのこ
とをKDC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、どれがにせ
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険性を減らすた
め、公開キーの登録期間（T1−T0）を実用上可
能な限り短かくし、時間パラメータT0、T1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、ネツトワ
ーク内の遠隔端末がKDCの公開キーのみを前も
つ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、ネツ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
を前もつ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（TID）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・アルゴリ
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、デイスケツト等に記憶
することができる。対称アルゴリズムが関係する
ときは、ユーザ反端末に秘密キーを生成させ、秘
密キーをUID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KDC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。
Ｆ 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
よる端末初期設定手順におけるKDC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ネツ
トワークのブロツク図、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……EFT／POS端末、１６，１８
……端末初期設定者。

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 １ 公開キー及び秘密キーの対を生成し管理する
    ためのキー分配センターと、それぞれについて該
    キー分配センターに既知の端末識別子及び端末初
    期設定者が指定される複数の端末とで少なくとも
    構成され、公開キー・アルゴリズムを用いて暗号
    変数の初期設定を行うためのネツトワークシステ
    ムにおいて、 前記キー分配センターが、 第１及び第２の満了時間を前記の各端末の端末
    処期設定者に通知するための手段と、 前記の各端末から送信された暗号変数を一時的
    に登録するとともに、前記第２の満了時間の経過
    後に該登録を完了するための手段とを含み、 前記端末のそれぞれが、 前記公開キーを記憶するとともに、暗号変数を
    作成するための暗号手段と、 前記第１の満了時間の経過前に、前記端末識別
    子及び暗号変数を含む登録要求メツセージを、前
    記キー分配センターに送信するための手段とを含
    むことを特徴とする、 ネツトワークシステム。 ２ 公開キー及び秘密キーの対を生成し管理する
    ためのキー分配センターと、それぞれのユーザに
    ついて該キー分配センターに既知のユーザ識別子
    が指定される複数の端末とで少なくとも構成さ
    れ、公開キー・アルゴリズムを用いてユーザ暗号
    変数の初期設定を行うためのネツトワークシステ
    ムにおいて、 前記キー分配センターが、 第１及び第２の満了時間を前記の各ユーザに通
    知するための手段と、 前記の各ユーザから送信されたユーザ暗号変数
    を一時的に登録するとともに、前記第２の満了時
    間の経過後に該登録を完了するための手段とを含
    み、 前記端末のそれぞれが、 前記公開キーを記憶するとともに、ユーザ暗号
    変数を作成するための暗号手段と、 前記第１の満了時間の経過前に、前記ユーザ識
    別子及びユーザ暗号変数を含む登録要求メツセー
    ジを、前記キー分配センターに送信するための手
    段とを含むことを特徴とする、 ネツトワークシステム。
JP62110906A 1986-06-27 1987-05-08 ネットワークシステム Granted JPS638786A (ja)

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JPH0575115B2 true JPH0575115B2 (ja) 1993-10-19

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