JPH07250060A - 通信における安全保護のための方法 - Google Patents
通信における安全保護のための方法Info
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- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L9/00—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols
- H04L9/08—Key distribution or management, e.g. generation, sharing or updating, of cryptographic keys or passwords
- H04L9/0891—Revocation or update of secret information, e.g. encryption key update or rekeying
-
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- Computer Security & Cryptography (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Storage Device Security (AREA)
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Abstract
(57)【要約】
【目的】 時々サーバに侵入してそのメモリの全内容を
盗み取る移動盗聴者にを前にして、１組のサーバが、ク
ライアントと共用される１組のキーを維持できるように
する。 【構成】 ユーザの秘密キーに関する情報を収集するた
めに時々サーバに侵入する、一時的な移動侵入者を前に
して、静的および動的な方式により、ユーザおよびいく
つかの各サーバに共通の秘密キーを維持する。この方式
は、すべてのユーザの私用キーの周期的「再生」を使用
する。各ラウンドにおいて、サーバは、ユーザがサーバ
と通信なしで変更キーを追跡できる形で、ユーザと共用
すべき新しい私用キーを計算する。
盗み取る移動盗聴者にを前にして、１組のサーバが、ク
ライアントと共用される１組のキーを維持できるように
する。 【構成】 ユーザの秘密キーに関する情報を収集するた
めに時々サーバに侵入する、一時的な移動侵入者を前に
して、静的および動的な方式により、ユーザおよびいく
つかの各サーバに共通の秘密キーを維持する。この方式
は、すべてのユーザの私用キーの周期的「再生」を使用
する。各ラウンドにおいて、サーバは、ユーザがサーバ
と通信なしで変更キーを追跡できる形で、ユーザと共用
すべき新しい私用キーを計算する。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、広義には、時々サーバ
に侵入してそのメモリの全内容を盗み取る移動盗聴者を
前にして、１組のサーバが、クライアントと共用される
１組のキーを維持できるようにする方法に関し、より詳
細には、周期的なキー更新に基づいて、ユーザと何台か
の各サーバに共通の秘密キーを維持する効率的な方式に
関する。本発明のもう１つの適用例は、移動する障害を
前にして乱数を安全に生成することである。
に侵入してそのメモリの全内容を盗み取る移動盗聴者を
前にして、１組のサーバが、クライアントと共用される
１組のキーを維持できるようにする方法に関し、より詳
細には、周期的なキー更新に基づいて、ユーザと何台か
の各サーバに共通の秘密キーを維持する効率的な方式に
関する。本発明のもう１つの適用例は、移動する障害を
前にして乱数を安全に生成することである。
【０００２】
【従来の技術】不安定なチャネルを介して安全な通信を
保証する必要性が、ますます高まって来ている。たとえ
ば、複数ユーザ・システム内のユーザ（「クライアン
ト」）はしばしば、たとえば会話の相手当事者のＩＤを
確認したり、特定のメッセージを確認したり、さらには
暗号化したメッセージを交換したりしたいことがある。
安全な通信のためそのようなプリミティブを効率的に実
施するには、関係当事者が最初に共通の秘密セッション
・キーを生成する必要がある。
保証する必要性が、ますます高まって来ている。たとえ
ば、複数ユーザ・システム内のユーザ（「クライアン
ト」）はしばしば、たとえば会話の相手当事者のＩＤを
確認したり、特定のメッセージを確認したり、さらには
暗号化したメッセージを交換したりしたいことがある。
安全な通信のためそのようなプリミティブを効率的に実
施するには、関係当事者が最初に共通の秘密セッション
・キーを生成する必要がある。
【０００３】セッション・キー生成問題に対する標準の
解決法は、安全な信頼できるエンティティまたはサーバ
を使用することである。システムが初期設定され、各ユ
ーザは、そのユーザ自体とサーバだけに知られる秘密キ
ーを有する。次に、セッション・キーを生成するため
に、関係当事者はサーバと共にプロトコルに関与する。
解決法は、安全な信頼できるエンティティまたはサーバ
を使用することである。システムが初期設定され、各ユ
ーザは、そのユーザ自体とサーバだけに知られる秘密キ
ーを有する。次に、セッション・キーを生成するため
に、関係当事者はサーバと共にプロトコルに関与する。
【０００４】サーバによる方法の主な欠点は、サーバの
絶対的安全保護に依存することである。すなわち、この
サーバが侵入されると（すなわち、サーバのメモリの内
容が侵入者に知られると）、すべての私用キーが明らか
にされ、システム全体の安全保護が崩壊する。
絶対的安全保護に依存することである。すなわち、この
サーバが侵入されると（すなわち、サーバのメモリの内
容が侵入者に知られると）、すべての私用キーが明らか
にされ、システム全体の安全保護が崩壊する。
【０００５】その結果、個々の構成要素が侵入を受けた
ときでもシステムの安全保護が損われない方式が必要で
ある。安全なセッション・キーを生成するための代替方
法、すなわち、公用キー暗号化プリミティブ（たとえ
ば、Revist,Shamir,Adelman（ＲＳＡ）アルゴリズム）
を使用する方法が存在することに留意されたい。この解
決法によれば、各セッション・キーを生成するためにサ
ーバと対話する必要がなくなる。しかし、公用キーを確
認するために、安全なサーバが依然として必要である。
さらに、公用キーの暗号化は必要な計算量が多く、より
強力な計算能力が前提となる。
ときでもシステムの安全保護が損われない方式が必要で
ある。安全なセッション・キーを生成するための代替方
法、すなわち、公用キー暗号化プリミティブ（たとえ
ば、Revist,Shamir,Adelman（ＲＳＡ）アルゴリズム）
を使用する方法が存在することに留意されたい。この解
決法によれば、各セッション・キーを生成するためにサ
ーバと対話する必要がなくなる。しかし、公用キーを確
認するために、安全なサーバが依然として必要である。
さらに、公用キーの暗号化は必要な計算量が多く、より
強力な計算能力が前提となる。
【０００６】サーバ機構の安全保護を強化する１つの直
接的な方法は、サーバを「複製」することであろう。す
なわち、複数のサーバを使用し、すべてのユーザに各サ
ーバと対話プロトコルを実行させる。この解決法は、主
に２つの欠点を有する。第１に、各セッション・キーを
得るために関係当事者が複数のサーバと対話しなければ
ならないので、極めて効率が悪い。第２に、ある時にす
べてのサーバが侵入を受けると、それ以後システムは安
全でなくなる。
接的な方法は、サーバを「複製」することであろう。す
なわち、複数のサーバを使用し、すべてのユーザに各サ
ーバと対話プロトコルを実行させる。この解決法は、主
に２つの欠点を有する。第１に、各セッション・キーを
得るために関係当事者が複数のサーバと対話しなければ
ならないので、極めて効率が悪い。第２に、ある時にす
べてのサーバが侵入を受けると、それ以後システムは安
全でなくなる。
【０００７】
【発明が解決しようとする課題】したがって、本発明の
目的は、時々サーバに侵入してそのメモリの全内容を盗
み取る移動盗聴者を前にして、１組のサーバが、クライ
アントと共用される１組のキーを維持できるようにする
方法を提供することである。
目的は、時々サーバに侵入してそのメモリの全内容を盗
み取る移動盗聴者を前にして、１組のサーバが、クライ
アントと共用される１組のキーを維持できるようにする
方法を提供することである。
【０００８】
【課題を解決するための手段】本発明によれば、ユーザ
の秘密キーに関する情報を収集するために時々サーバに
侵入する、一時的な移動侵入者を前にして、ユーザと複
数の各サーバに共通の秘密キーを維持する効率的な方式
を提供する。この方式の基礎にある概念は、すべてのユ
ーザの私用キーを周期的に「再生」することである。
「理想的」な再生方式は、次のように行われる。最初、
ユーザは、各サーバと共通の私用キーを有する（すなわ
ち、このキーはそのユーザと特定のサーバにだけ知られ
る）。ラウンドごとに（たとえば、毎日またはユーザが
サーバに５回アプロ−チするごとに）、１組の新しいキ
ーがユーザとサーバに渡される。すなわち、各サーバは
このとき、他のサーバには知られず（しかしユーザには
知られた）古いキーとは無関係の新しいキーをもつ。そ
のような理想的な方式は、明らかに「望み得る最高のも
の」である。つまり、その時点のラウンドでこのサーバ
に侵入しない限り、侵入者は、そのラウンドでユーザと
あるサーバに共通のキーについて何も知らないことにな
る。
の秘密キーに関する情報を収集するために時々サーバに
侵入する、一時的な移動侵入者を前にして、ユーザと複
数の各サーバに共通の秘密キーを維持する効率的な方式
を提供する。この方式の基礎にある概念は、すべてのユ
ーザの私用キーを周期的に「再生」することである。
「理想的」な再生方式は、次のように行われる。最初、
ユーザは、各サーバと共通の私用キーを有する（すなわ
ち、このキーはそのユーザと特定のサーバにだけ知られ
る）。ラウンドごとに（たとえば、毎日またはユーザが
サーバに５回アプロ−チするごとに）、１組の新しいキ
ーがユーザとサーバに渡される。すなわち、各サーバは
このとき、他のサーバには知られず（しかしユーザには
知られた）古いキーとは無関係の新しいキーをもつ。そ
のような理想的な方式は、明らかに「望み得る最高のも
の」である。つまり、その時点のラウンドでこのサーバ
に侵入しない限り、侵入者は、そのラウンドでユーザと
あるサーバに共通のキーについて何も知らないことにな
る。
【０００９】本発明による方式は、侵入者の計算能力が
「妥当な」範囲に制限され、サーバへの攻撃が制限され
ている限り、全く同じ状況を達成する。つまり、各ラウ
ンドにおいて、サーバは、ユーザがサーバとの通信なし
で変更キーを追跡できる形で、ユーザと共用すべき新し
い私用キーを各サーバが計算する処理を行う。さらに、
計算能力が制限された侵入者は、本発明による方式を使
って計算されたキーと上記の理想的な方式を使って配布
されたキーとを見分けることができない。すなわち、あ
らゆるキーは、１つのサーバだけに知られ、かつ古いキ
ーとは無関係である。
「妥当な」範囲に制限され、サーバへの攻撃が制限され
ている限り、全く同じ状況を達成する。つまり、各ラウ
ンドにおいて、サーバは、ユーザがサーバとの通信なし
で変更キーを追跡できる形で、ユーザと共用すべき新し
い私用キーを各サーバが計算する処理を行う。さらに、
計算能力が制限された侵入者は、本発明による方式を使
って計算されたキーと上記の理想的な方式を使って配布
されたキーとを見分けることができない。すなわち、あ
らゆるキーは、１つのサーバだけに知られ、かつ古いキ
ーとは無関係である。
【００１０】本発明による方式は、極めて効率的であ
る。具体的には、セッション・キーを得るために、ユー
ザは１つのサーバとだけ対話すればよい。ユーザは、対
話したいサーバを選ぶことができる。この適例では、サ
ーバが保持する値をユーザが計算できる必要はない。
る。具体的には、セッション・キーを得るために、ユー
ザは１つのサーバとだけ対話すればよい。ユーザは、対
話したいサーバを選ぶことができる。この適例では、サ
ーバが保持する値をユーザが計算できる必要はない。
【００１１】
＜定義＞通信ネットワークに関して、簡略化のために、
サーバが２台ずつ私用の安全な通信チャネルを介して接
続されていると仮定する。一般には、チャネルは私用ま
たは安全でなくてもよい。さらに、簡略化のために、サ
ーバが同期していると仮定する。すなわち、通信はラウ
ンドごとに進行し、すべての関係当事者は共通の大域ク
ロックにアクセスすることができる。一般には、そのよ
うな正確な同期は必ずしも必要でない。
サーバが２台ずつ私用の安全な通信チャネルを介して接
続されていると仮定する。一般には、チャネルは私用ま
たは安全でなくてもよい。さらに、簡略化のために、サ
ーバが同期していると仮定する。すなわち、通信はラウ
ンドごとに進行し、すべての関係当事者は共通の大域ク
ロックにアクセスすることができる。一般には、そのよ
うな正確な同期は必ずしも必要でない。
【００１２】侵入者が、時々サーバに侵入することがあ
る。サーバに侵入すると、サーバのメモリの全内容が侵
入者に知られることになる。各ラウンドにおいて、侵入
者が異なるサーバに侵入することがある。簡略化のため
に、ゴシップ侵入者を仮定する。すなわち、侵入者が侵
入したサーバの挙動を変えず、単に「情報を集める」だ
けであると想定する。なお、権謀術数をはかる（Byzant
ine）侵入者（すなわち、「汚染された」サーバの挙動
を変える侵入者）でさえ、ゴシップ侵入者が収集しない
ような情報は収集しないことに留意されたい。さらに、
それらの侵入者が引き起こし得る唯一の誤動作は、「サ
ービスの拒否」である。
る。サーバに侵入すると、サーバのメモリの全内容が侵
入者に知られることになる。各ラウンドにおいて、侵入
者が異なるサーバに侵入することがある。簡略化のため
に、ゴシップ侵入者を仮定する。すなわち、侵入者が侵
入したサーバの挙動を変えず、単に「情報を集める」だ
けであると想定する。なお、権謀術数をはかる（Byzant
ine）侵入者（すなわち、「汚染された」サーバの挙動
を変える侵入者）でさえ、ゴシップ侵入者が収集しない
ような情報は収集しないことに留意されたい。さらに、
それらの侵入者が引き起こし得る唯一の誤動作は、「サ
ービスの拒否」である。
【００１３】本明細書では、侵入されるサーバの数を制
限する。全計算の間に侵入されるサーバの合計数が多く
てもｔ台である場合、侵入者は静的にｔ限定(t-limite
d)であるとする。計算の各ラウンドで侵入されるサーバ
の数が多くてもｔ台である場合、侵入者は動的にｔ限定
であるとする。
限する。全計算の間に侵入されるサーバの合計数が多く
てもｔ台である場合、侵入者は静的にｔ限定(t-limite
d)であるとする。計算の各ラウンドで侵入されるサーバ
の数が多くてもｔ台である場合、侵入者は動的にｔ限定
であるとする。
【００１４】非公式には、キー再生方式は、理想的な方
式（すなわち、各ラウンドに、すべてのサーバがユーザ
と共通の「新鮮な」私用キーを与えられる方式）と同等
である場合に、安全であると言う。すなわち、多項の時
間制限された（polynomicaltime-bounded）静的にｔ限
定（または、動的にｔ限定）の侵入者が、あるラウンド
でユーザとあるサーバに共通のキーに関する情報をもた
ない場合は、このサーバがこのラウンドで侵入されない
限り、その方式は静的にｔ安全（t-secure。または動的
にｔ安全）であるという。
式（すなわち、各ラウンドに、すべてのサーバがユーザ
と共通の「新鮮な」私用キーを与えられる方式）と同等
である場合に、安全であると言う。すなわち、多項の時
間制限された（polynomicaltime-bounded）静的にｔ限
定（または、動的にｔ限定）の侵入者が、あるラウンド
でユーザとあるサーバに共通のキーに関する情報をもた
ない場合は、このサーバがこのラウンドで侵入されない
限り、その方式は静的にｔ安全（t-secure。または動的
にｔ安全）であるという。
【００１５】本発明の構造は、疑似乱数関数を使用す
る。疑似乱数関数群の定義を簡単に述べる。より完全な
定義については、たとえばミハイル・ベラール(Mihir B
ellare)とフィル・ロガウェイ（Phil Rogaway）の論
文、"Models of entity authentication"、Advances in
cryptology:Proc. of Crypto 93、１９９３年８月を参
照されたい。安全保護パラメータをｓとする。すべての
ｓの値について、関数群を次式で表す。
る。疑似乱数関数群の定義を簡単に述べる。より完全な
定義については、たとえばミハイル・ベラール(Mihir B
ellare)とフィル・ロガウェイ（Phil Rogaway）の論
文、"Models of entity authentication"、Advances in
cryptology:Proc. of Crypto 93、１９９３年８月を参
照されたい。安全保護パラメータをｓとする。すべての
ｓの値について、関数群を次式で表す。
【数５】 直観的には、十分に大きなすべてのｓについて、多項の
時間制限された侵入者が、Ｆｓから無作為に選ばれた関
数と、乱数関数（{1,0}y(s)から{0,1}Z(s)まで）とを見
分けることができない場合に、集合
時間制限された侵入者が、Ｆｓから無作為に選ばれた関
数と、乱数関数（{1,0}y(s)から{0,1}Z(s)まで）とを見
分けることができない場合に、集合
【数６】 が疑似乱数であると言う。１方向関数が存在する場合に
疑似乱数集合が存在することに留意されたい。実際、ｋ
がある安全保護パラメータであるとして、定義域と値域
が共に{0,1}kである単純な場合だけが必要である。ｋ＝
６４の場合、キーを入力として使用するデータ暗号化標
準（ＤＥＳ）暗号システムが、適切な候補だと思われ
る。より大きなｋの値に対しては、標準の効率的な拡張
がある。
疑似乱数集合が存在することに留意されたい。実際、ｋ
がある安全保護パラメータであるとして、定義域と値域
が共に{0,1}kである単純な場合だけが必要である。ｋ＝
６４の場合、キーを入力として使用するデータ暗号化標
準（ＤＥＳ）暗号システムが、適切な候補だと思われ
る。より大きなｋの値に対しては、標準の効率的な拡張
がある。
【００１６】＜概要＞本明細書では、サーバに「侵入」
する（したがって、サーバのメモリ内容を盗み取る）移
動盗聴者を前にして、クライアントと複数のサーバとの
間で秘密キーを維持する効率的な方式を開示する。本発
明の方式は、周期的なキーの更新に基づく。サーバが現
期間に侵入を受けておらず、かつ１度も侵入されていな
いサーバが存在する限り（第１の方式）、あるいは各期
間に侵入されなかったサーバが存在する限り（第２の方
式）、クライアントとサーバに共通のキーが安全なまま
であることが保証される。ある時間にそれぞれのサーバ
が侵入されるが、同じ期間ではない場合でも、第２の方
式は安全なままである。
する（したがって、サーバのメモリ内容を盗み取る）移
動盗聴者を前にして、クライアントと複数のサーバとの
間で秘密キーを維持する効率的な方式を開示する。本発
明の方式は、周期的なキーの更新に基づく。サーバが現
期間に侵入を受けておらず、かつ１度も侵入されていな
いサーバが存在する限り（第１の方式）、あるいは各期
間に侵入されなかったサーバが存在する限り（第２の方
式）、クライアントとサーバに共通のキーが安全なまま
であることが保証される。ある時間にそれぞれのサーバ
が侵入されるが、同じ期間ではない場合でも、第２の方
式は安全なままである。
【００１７】＜実施態様＞ここで図面、より詳細には図
１を参照すると、通信ネットワークを介して接続された
複数のサーバとクライアントを含む、典型的な分散デー
タ処理システムを示す。これはクライアント／サーバ・
ネットワークと呼ばれることもある。クライアント／サ
ーバ・システムは、通信ネットワーク１１によって相互
接続された、複数のプロセッサ１０1〜１０nを含む分散
システムである。通信ネットワーク１１は、たとえば、
ローカル・エリア・ネットワーク（ＬＡＮ）、広域ネッ
トワーク（ＷＡＮ）または他の同様のネットワークでよ
い。プロセッサは、クライアントまたはサーバあるいは
その両方として構成することができ、それぞれ記憶装置
１２1〜１２nを備え、それらの記憶装置のうちの一部ま
たは全部が、全部または一部のプロセッサからアクセス
可能である。このタイプのアーキテクチャは、知能的な
プログラマブル装置として、サーバとクライアント（す
なわち、ワークステーション）の「分散知能」を使用
し、したがってそれぞれの計算能力をフルに活用する。
クライアント／サーバ・アーキテクチャの利点は、クラ
イアントとサーバが協力して適用業務の処理を達成する
ことであり、それにより処理能力が上昇する。そのよう
な分散データ処理システムは、ローカル・エリア・ネッ
トワーク（ＬＡＮ）または広域ネットワーク（ＷＡＮ）
として接続でき、サーバは、マイクロコンピュータ、ミ
ニコンピュータまたはメインフレームあるいはそれらの
組合わせでよい。したがって、図１に示したシステム
は、一般的に示したものであり、具体的なシステムでは
もっと複雑なこともある。この環境は、処理能力の効率
的な使用をもたらすが、その代償として通信システム１
１内の任意の点でプロセッサ間の通信を傍受し、突発的
にあるサーバやクラインアントに対するアクセス権およ
び制御権を不法に取得する、移動盗聴者による攻撃を受
けやすい。本発明では、クライアントとサーバには本質
的な違いはなく、本明細書ではサーバだけを考察する。
１を参照すると、通信ネットワークを介して接続された
複数のサーバとクライアントを含む、典型的な分散デー
タ処理システムを示す。これはクライアント／サーバ・
ネットワークと呼ばれることもある。クライアント／サ
ーバ・システムは、通信ネットワーク１１によって相互
接続された、複数のプロセッサ１０1〜１０nを含む分散
システムである。通信ネットワーク１１は、たとえば、
ローカル・エリア・ネットワーク（ＬＡＮ）、広域ネッ
トワーク（ＷＡＮ）または他の同様のネットワークでよ
い。プロセッサは、クライアントまたはサーバあるいは
その両方として構成することができ、それぞれ記憶装置
１２1〜１２nを備え、それらの記憶装置のうちの一部ま
たは全部が、全部または一部のプロセッサからアクセス
可能である。このタイプのアーキテクチャは、知能的な
プログラマブル装置として、サーバとクライアント（す
なわち、ワークステーション）の「分散知能」を使用
し、したがってそれぞれの計算能力をフルに活用する。
クライアント／サーバ・アーキテクチャの利点は、クラ
イアントとサーバが協力して適用業務の処理を達成する
ことであり、それにより処理能力が上昇する。そのよう
な分散データ処理システムは、ローカル・エリア・ネッ
トワーク（ＬＡＮ）または広域ネットワーク（ＷＡＮ）
として接続でき、サーバは、マイクロコンピュータ、ミ
ニコンピュータまたはメインフレームあるいはそれらの
組合わせでよい。したがって、図１に示したシステム
は、一般的に示したものであり、具体的なシステムでは
もっと複雑なこともある。この環境は、処理能力の効率
的な使用をもたらすが、その代償として通信システム１
１内の任意の点でプロセッサ間の通信を傍受し、突発的
にあるサーバやクラインアントに対するアクセス権およ
び制御権を不法に取得する、移動盗聴者による攻撃を受
けやすい。本発明では、クライアントとサーバには本質
的な違いはなく、本明細書ではサーバだけを考察する。
【００１８】本明細書では、安全なキー再生のための構
造について述べる。プロトコルは、１人のユーザについ
て説明する。実際のシステムでは、プロトコルは各ユー
ザごとに１回ずつ呼び出される。最初に、各サーバｓi
は、ｓiとユーザｕだけに知られる秘密マスター・キー
ｋiを有する。このキーは、システムへのユーザの導入
時に外部から選び配布することができる。
造について述べる。プロトコルは、１人のユーザについ
て説明する。実際のシステムでは、プロトコルは各ユー
ザごとに１回ずつ呼び出される。最初に、各サーバｓi
は、ｓiとユーザｕだけに知られる秘密マスター・キー
ｋiを有する。このキーは、システムへのユーザの導入
時に外部から選び配布することができる。
【００１９】本発明の第１の実施例によれば、この方式
は、ｎ台のサーバからなるシステムに適用されるとき静
的に（ｎ−１）安全である。各サーバは、ラウンドごと
に異なるラウンド・キーを有する。このラウンド・キー
は、その時点のラウンドでユーザと共通の秘密キーとし
て使用される。各ラウンドにおいて、各サーバの新しい
ラウンド・キーが、すべてのサーバから受け取った情報
に基づいて計算される。ｋi,lを、ラウンドｌにおける
サーバｓiのラウンド・キーとする。次のようになる。
は、ｎ台のサーバからなるシステムに適用されるとき静
的に（ｎ−１）安全である。各サーバは、ラウンドごと
に異なるラウンド・キーを有する。このラウンド・キー
は、その時点のラウンドでユーザと共通の秘密キーとし
て使用される。各ラウンドにおいて、各サーバの新しい
ラウンド・キーが、すべてのサーバから受け取った情報
に基づいて計算される。ｋi,lを、ラウンドｌにおける
サーバｓiのラウンド・キーとする。次のようになる。
【数７】 ここで、
【数８】 は疑似乱数関数群（すなわち、疑似関数集合から得た）
であり、
であり、
【数９】 はｌとｉの連結（concatenation）を示す。すなわち、
各ラウンドｌにおいて、各サーバｓiは、すべてのサー
バｓjから
各ラウンドｌにおいて、各サーバｓiは、すべてのサー
バｓjから
【数１０】 を受け取った後にｋi,lを計算し、次いで(l)を計算す
る。ｌは、単なるラウンド番号ではなく任意のタイムス
タンプでよい。
る。ｌは、単なるラウンド番号ではなく任意のタイムス
タンプでよい。
【００２０】全てのキーｋ1…ｋnを知っているユーザ
は、サーバｓiとラウンドｌが与えられれば、通信の必
要なしに簡単にｋi,lを計算できることに留意された
い。さらに、ユーザがサーバと通信を望まないラウンド
では、ユーザとサーバのどちらも、対応するラウンド・
キーを計算する必要がない。
は、サーバｓiとラウンドｌが与えられれば、通信の必
要なしに簡単にｋi,lを計算できることに留意された
い。さらに、ユーザがサーバと通信を望まないラウンド
では、ユーザとサーバのどちらも、対応するラウンド・
キーを計算する必要がない。
【００２１】ここで図２を参照すると、このプロセスが
示されている。ラウンドｌの始めに、機能ブロック２１
で中間値が計算される。より具体的には、ｊ＝
１，．．．，ｎであるすべてのｊについて、中間値ＩＶ
i(j)が、ｌ、ｉ、ｊまたはｋiの関数として計算され、
レジスタまたはレジスタのセクションに一時的に保持さ
れる。次いで、機能ブロック２２で、すべてのプロセッ
サ、すなわちｊ＝１，．．．，ｎであるすべてのサーバ
ｓjにこの中間値が送られる。次に機能ブロック２３
で、プロセッサは、他のプロセッサから中間値ＩＶj(i)
を受け取るために待機する。中間値ＩＶj(i)を受け取っ
たとき、それらをレジスタまたはレジスタのセクション
に保持する。次に機能ブロック２４で、受け取った値Ｉ
Ｖj(i)を使って、ラウンドｌ用のキーｋi,lを計算す
る。次に機能ブロック２５で、ラウンドｌ用のキーをプ
ロセッサｓiの記憶域に書き込む。ラウンドｌ用のキー
が記憶域に書き込まれた後で始めて、機能ブロック２６
で、前のラウンド用のキーｋi,l-1が記憶域から消去さ
れる。
示されている。ラウンドｌの始めに、機能ブロック２１
で中間値が計算される。より具体的には、ｊ＝
１，．．．，ｎであるすべてのｊについて、中間値ＩＶ
i(j)が、ｌ、ｉ、ｊまたはｋiの関数として計算され、
レジスタまたはレジスタのセクションに一時的に保持さ
れる。次いで、機能ブロック２２で、すべてのプロセッ
サ、すなわちｊ＝１，．．．，ｎであるすべてのサーバ
ｓjにこの中間値が送られる。次に機能ブロック２３
で、プロセッサは、他のプロセッサから中間値ＩＶj(i)
を受け取るために待機する。中間値ＩＶj(i)を受け取っ
たとき、それらをレジスタまたはレジスタのセクション
に保持する。次に機能ブロック２４で、受け取った値Ｉ
Ｖj(i)を使って、ラウンドｌ用のキーｋi,lを計算す
る。次に機能ブロック２５で、ラウンドｌ用のキーをプ
ロセッサｓiの記憶域に書き込む。ラウンドｌ用のキー
が記憶域に書き込まれた後で始めて、機能ブロック２６
で、前のラウンド用のキーｋi,l-1が記憶域から消去さ
れる。
【００２２】第２の実施例において、この方式は、ｎ台
のサーバからなるシステムに適用されるとき、動的に
（ｎ−１）安全である。この動的な方式において、各サ
ーバは、疑似乱数群の関数のインデックスとして、マス
タ・キーの代わりに前のラウンドのそのラウンド・キー
を使用する。すなわち、ラウンド１において、各サーバ
ｓiはｋi,l ＝ｋiとする。ｌ＞１であるラウンドｌにお
いて、サーバｓiは、中間関数
のサーバからなるシステムに適用されるとき、動的に
（ｎ−１）安全である。この動的な方式において、各サ
ーバは、疑似乱数群の関数のインデックスとして、マス
タ・キーの代わりに前のラウンドのそのラウンド・キー
を使用する。すなわち、ラウンド１において、各サーバ
ｓiはｋi,l ＝ｋiとする。ｌ＞１であるラウンドｌにお
いて、サーバｓiは、中間関数
【数１１】 を各サーバｓjに送り、次式を計算する。
【数１２】 静的に安全な方式の場合と同様に、キーｋ1，．．．，
ｋnをすべて知っているユーザは、サーバｓiとラウンド
ｌが与えられれば、通信の必要なしにｋi,lを計算でき
る。しかし、ユーザ（ならびにサーバ）は、ラウンドご
とに計算を続けなくてはならない。すなわち、ラウンド
ｌ，．．．，ｌ'では、ユーザはサーバと通信したくな
いと仮定する。そのとき、ラウンドｌ＋１で、ユーザは
数式（２）のタイプのｎ（ｌ'−ｌ＋２）個の式を計算
しなければならない。
ｋnをすべて知っているユーザは、サーバｓiとラウンド
ｌが与えられれば、通信の必要なしにｋi,lを計算でき
る。しかし、ユーザ（ならびにサーバ）は、ラウンドご
とに計算を続けなくてはならない。すなわち、ラウンド
ｌ，．．．，ｌ'では、ユーザはサーバと通信したくな
いと仮定する。そのとき、ラウンドｌ＋１で、ユーザは
数式（２）のタイプのｎ（ｌ'−ｌ＋２）個の式を計算
しなければならない。
【００２３】図３は、第２の実施例の全般的方式を示
す。機能ブロック３０で、記憶域から古い秘密キーを読
み取ることによって処理が始まり、動作ブロック３１
で、レジスタ内に古い秘密キーを一時的に保持する。次
に機能ブロック３２で、レジスタ内に一時的に保持され
た古い秘密キーの値を使って、計算を行うプロセッサを
含む各プロセッサごとに１つずつ、複数の中間値を計算
する。計算された中間値は、動作ブロック３３で、レジ
スタまたはレジスタのセクションにロードされ、通信ネ
ットワークを介して伝送される。次に、機能ブロック３
４で、プロセッサは計算された中間値を他のプロセッサ
から受け取るために待機し、動作ブロック３５で、受け
取った値が対応するレジスタまたはレジスタのセクショ
ンに保持される。次に、機能ブロック３６で、受け取っ
た中間値を使ってプロセッサはそのラウンド用の新しい
秘密キーを計算し、動作ブロック３７で、計算した新し
い秘密キーをレジスタ内に一時的に保持する。機能ブロ
ック３８で、新しい秘密キーが記憶域に書き込まれ、そ
の後に始めて、機能ブロック３９で、記憶域から古い秘
密キーが消去される。
す。機能ブロック３０で、記憶域から古い秘密キーを読
み取ることによって処理が始まり、動作ブロック３１
で、レジスタ内に古い秘密キーを一時的に保持する。次
に機能ブロック３２で、レジスタ内に一時的に保持され
た古い秘密キーの値を使って、計算を行うプロセッサを
含む各プロセッサごとに１つずつ、複数の中間値を計算
する。計算された中間値は、動作ブロック３３で、レジ
スタまたはレジスタのセクションにロードされ、通信ネ
ットワークを介して伝送される。次に、機能ブロック３
４で、プロセッサは計算された中間値を他のプロセッサ
から受け取るために待機し、動作ブロック３５で、受け
取った値が対応するレジスタまたはレジスタのセクショ
ンに保持される。次に、機能ブロック３６で、受け取っ
た中間値を使ってプロセッサはそのラウンド用の新しい
秘密キーを計算し、動作ブロック３７で、計算した新し
い秘密キーをレジスタ内に一時的に保持する。機能ブロ
ック３８で、新しい秘密キーが記憶域に書き込まれ、そ
の後に始めて、機能ブロック３９で、記憶域から古い秘
密キーが消去される。
【００２４】図４は、第２の実施例の好ましい実施態様
をより詳細に示す。より具体的には、機能ブロック４０
で、古い秘密キーｋi,l-1が記憶域から読み取られ、動
作ブロック４１で、レジスタ内に一時的に保持される。
次に、機能ブロック４２で、レジスタ内に一時的に保持
された古い秘密キーの値を使って、次式により複数の中
間値ＩＶi(j)を計算する。
をより詳細に示す。より具体的には、機能ブロック４０
で、古い秘密キーｋi,l-1が記憶域から読み取られ、動
作ブロック４１で、レジスタ内に一時的に保持される。
次に、機能ブロック４２で、レジスタ内に一時的に保持
された古い秘密キーの値を使って、次式により複数の中
間値ＩＶi(j)を計算する。
【数１３】ＩＶi(j)＝ｉからｊの中間値＝ｆki,l-1(j) プロセッサの数をｎとして、機能ブロック４３で、計算
された中間値ＩＶi(1)，．．．，ＩＶi(n)がレジスタま
たはレジスタのセクションにロードされ、通信ネットワ
ークを介して伝送される。次に、機能ブロック４４で、
プロセッサはｓiは、計算された中間値を他のプロセッ
サから受け取るために待機し、動作ブロック４５で、受
け取った値ＩＶ1(i)，．．．，ＩＶn(i)が、対応するレ
ジスタまたはレジスタのセクションに保持される。次
に、機能ブロック４６で、受け取った中間値を使って、
プロセッサはそのラウンド用の新しい秘密キーを、次の
ように計算する。
された中間値ＩＶi(1)，．．．，ＩＶi(n)がレジスタま
たはレジスタのセクションにロードされ、通信ネットワ
ークを介して伝送される。次に、機能ブロック４４で、
プロセッサはｓiは、計算された中間値を他のプロセッ
サから受け取るために待機し、動作ブロック４５で、受
け取った値ＩＶ1(i)，．．．，ＩＶn(i)が、対応するレ
ジスタまたはレジスタのセクションに保持される。次
に、機能ブロック４６で、受け取った中間値を使って、
プロセッサはそのラウンド用の新しい秘密キーを、次の
ように計算する。
【数１４】 ここでは、排他的ＯＲ（ＸＯＲ）またはモジュラー加算
あるいは同等の方法を使って和演算が実行される。動作
ブロック４７で、新しい秘密キーＮiがレジスタ内に一
時的に保持される。機能ブロック４８で、新しい秘密キ
ーが記憶域に書き込まれ、その後に始めて、機能ブロッ
ク４９で、古い秘密キーが記憶域から消去される。
あるいは同等の方法を使って和演算が実行される。動作
ブロック４７で、新しい秘密キーＮiがレジスタ内に一
時的に保持される。機能ブロック４８で、新しい秘密キ
ーが記憶域に書き込まれ、その後に始めて、機能ブロッ
ク４９で、古い秘密キーが記憶域から消去される。
【００２５】より具体的な例として、図５に示した３プ
ロセッサ・システムを考える。このシステムは、図１に
示した一般の場合と類似しており、通信ネットワーク５
１によって接続されたプロセッサ５０1、５０2、５０3
を含む。プロセッサ５０iはそれぞれ、記憶装置５２1、
５２2、５２3のうちの対応するものに接続されている。
内部的に、プロセッサ５０iはそれぞれ本質的に同一で
あり、したがって、プロセッサ５０1を他の２つのプロ
セッサの代表として説明を行う。各プロセッサは、プロ
セッサの記憶装置５２から古い秘密キーにアクセスする
ための記憶アクセス方式およびレジスタ５３を含む。計
算装置５４は、中間値ＩＶ1１、ＩＶ1２、ＩＶ1３を計
算し、これらの値をレジスタ５５にロードする。中間値
の１つＩＶ1１は、レジスタ４６のセクションに直接ロ
ードされ、他の２つの中間値は他の２つのプロセッサの
うちの対応するものに伝送される。プロセッサ５０
1が、プロセッサ５０2と５０3とによってそれぞれ計算
された中間値ＩＶ2２とＩＶ3３を受け取ったとき、これ
らの値もレジスタ５６内に記憶される。次に、第２の計
算装置５７が、新しい秘密キーを計算し、記憶アクセス
方式５８のレジスタに一時的に記憶する。記憶アクセス
方式５８と記憶アクセス方式５３は同じ１つのものでも
よく、その場合は、古い秘密キーと計算したばかりの新
しい秘密キーとを一時的に保持するために、別々のレジ
スタを設けなければならない。次に、記憶域アクセス手
段は、新しい秘密キーを記憶装置５２1に書き込む。こ
れは、新しい秘密キーが記憶装置５２1に正確に書き込
まれたことを保証するため、書込み確認後の読取りと共
に行うこともできる。書込み動作が完了したら、記憶ア
クセス方式５８によって記憶装置５２1から古い秘密キ
ーが消去される。
ロセッサ・システムを考える。このシステムは、図１に
示した一般の場合と類似しており、通信ネットワーク５
１によって接続されたプロセッサ５０1、５０2、５０3
を含む。プロセッサ５０iはそれぞれ、記憶装置５２1、
５２2、５２3のうちの対応するものに接続されている。
内部的に、プロセッサ５０iはそれぞれ本質的に同一で
あり、したがって、プロセッサ５０1を他の２つのプロ
セッサの代表として説明を行う。各プロセッサは、プロ
セッサの記憶装置５２から古い秘密キーにアクセスする
ための記憶アクセス方式およびレジスタ５３を含む。計
算装置５４は、中間値ＩＶ1１、ＩＶ1２、ＩＶ1３を計
算し、これらの値をレジスタ５５にロードする。中間値
の１つＩＶ1１は、レジスタ４６のセクションに直接ロ
ードされ、他の２つの中間値は他の２つのプロセッサの
うちの対応するものに伝送される。プロセッサ５０
1が、プロセッサ５０2と５０3とによってそれぞれ計算
された中間値ＩＶ2２とＩＶ3３を受け取ったとき、これ
らの値もレジスタ５６内に記憶される。次に、第２の計
算装置５７が、新しい秘密キーを計算し、記憶アクセス
方式５８のレジスタに一時的に記憶する。記憶アクセス
方式５８と記憶アクセス方式５３は同じ１つのものでも
よく、その場合は、古い秘密キーと計算したばかりの新
しい秘密キーとを一時的に保持するために、別々のレジ
スタを設けなければならない。次に、記憶域アクセス手
段は、新しい秘密キーを記憶装置５２1に書き込む。こ
れは、新しい秘密キーが記憶装置５２1に正確に書き込
まれたことを保証するため、書込み確認後の読取りと共
に行うこともできる。書込み動作が完了したら、記憶ア
クセス方式５８によって記憶装置５２1から古い秘密キ
ーが消去される。
【００２６】効率と安全保護の折合いをつけるために、
第１と第２の実施例の２つの方式を組み合わせることが
できる。そのために、本発明では、特別なタイプのラウ
ンド、すなわち主ラウンドを定義する。たとえば、１０
番目ごとのラウンドを主ラウンドとする。非主ラウンド
では、サーバは第１の（静的）方式を使ってこのラウン
ド用のキーを計算する。主ラウンドでは、サーバは第２
の（動的）方式を使ってキーを計算する。
第１と第２の実施例の２つの方式を組み合わせることが
できる。そのために、本発明では、特別なタイプのラウ
ンド、すなわち主ラウンドを定義する。たとえば、１０
番目ごとのラウンドを主ラウンドとする。非主ラウンド
では、サーバは第１の（静的）方式を使ってこのラウン
ド用のキーを計算する。主ラウンドでは、サーバは第２
の（動的）方式を使ってキーを計算する。
【００２７】一方では、静的安全保護は各ラウンドで有
効であり、動的安全保護は主ラウンドでだけ有効であ
る。他方では、長い沈黙の後でサーバと通信するとき、
ユーザが計算する必要のある数式（２）のタイプの式の
数は、経過した主ラウンドの数のみに比例する。
効であり、動的安全保護は主ラウンドでだけ有効であ
る。他方では、長い沈黙の後でサーバと通信するとき、
ユーザが計算する必要のある数式（２）のタイプの式の
数は、経過した主ラウンドの数のみに比例する。
【００２８】提示された方式の適用業務は、この方式に
よって提供されるキーｋi,lの秘密を保持しなければな
らない。これらの方式をそれぞれ拡張して、キーの秘密
を保持できない適用業務によるキーの使用を可能にする
こともできる。具体的には、この方式によって計算した
ｋi,lを適用業務に直接供給する代わりに、ｋi,lから導
いた値ｋi,l（ただし、
よって提供されるキーｋi,lの秘密を保持しなければな
らない。これらの方式をそれぞれ拡張して、キーの秘密
を保持できない適用業務によるキーの使用を可能にする
こともできる。具体的には、この方式によって計算した
ｋi,lを適用業務に直接供給する代わりに、ｋi,lから導
いた値ｋi,l（ただし、
【数１５】 を以降ｋi,lバーと記載する）を適用業務が受け取る。
たとえば、ｋi,lバー＝ｆki,l（ｘ）であり、ここでｘ
は定数またはｋi,l、ｉ、ｌの関数である。
たとえば、ｋi,lバー＝ｆki,l（ｘ）であり、ここでｘ
は定数またはｋi,l、ｉ、ｌの関数である。
【００２９】図６は、ユーザを確認するための本発明の
適用業務を示す。ユーザ６１は、個人識別番号（ＰＩ
Ｎ）またはパスワードを、分散データ処理システム６３
内でサーバｓ1に接続されたトラステッド（すなわち、
安全な）ワークステーション６２に入力する。入力され
たＰＩＮに基づいて、ワークステーション６２は、ＰＩ
Ｎとサーバ位置（サーバＩＤ）と時間（ラウンド数）の
関数であるラウンド・キーを計算する。このキーは、サ
ーバｓ1と通信するためのラウンド・セッション・キー
に使われる。サーバｓ1は、本発明の方法によってこの
キーを得る。一方、ユーザ６４は、プロセッサとユーザ
のＰＩＮを埋め込んだ安全メモリとを有する、いわゆる
「スマート・カード」６５を使用する。「スマート・カ
ード」６５はＰＩＮを使ってユーザを確認し、ラウンド
・セッション・キーをサーバＩＤと時間（ラウンド数）
の関数として計算する。
適用業務を示す。ユーザ６１は、個人識別番号（ＰＩ
Ｎ）またはパスワードを、分散データ処理システム６３
内でサーバｓ1に接続されたトラステッド（すなわち、
安全な）ワークステーション６２に入力する。入力され
たＰＩＮに基づいて、ワークステーション６２は、ＰＩ
Ｎとサーバ位置（サーバＩＤ）と時間（ラウンド数）の
関数であるラウンド・キーを計算する。このキーは、サ
ーバｓ1と通信するためのラウンド・セッション・キー
に使われる。サーバｓ1は、本発明の方法によってこの
キーを得る。一方、ユーザ６４は、プロセッサとユーザ
のＰＩＮを埋め込んだ安全メモリとを有する、いわゆる
「スマート・カード」６５を使用する。「スマート・カ
ード」６５はＰＩＮを使ってユーザを確認し、ラウンド
・セッション・キーをサーバＩＤと時間（ラウンド数）
の関数として計算する。
【００３０】まとめとして、本発明の構成に関して以下
の事項を開示する。
の事項を開示する。
【００３１】（１）分散処理システムにおける１組のサ
ーバが、該サーバへの侵入者に対して、クライアントと
共用される１組のキーを維持するための方法であって、
プロセッサ用の記憶域から古い秘密キーを読み取る段階
と、記憶域から読み取った古い秘密キーに基づいて、各
プロセッサごとに中間値を計算する段階と、計算した中
間値を、前記１組のサーバのうちの対応するサーバに伝
送する段階と、前記１組のサーバにおいて他のサーバか
ら中間値を受け取る段階と、受け取った中間値を使って
新しい秘密キーを計算する段階と、計算された新しい秘
密キーを、プロセッサ用の前記記憶域に記憶する段階
と、その後に記憶域から古い秘密キーを消去する段階
と、を含む方法。 （２）通信がラウンドごとに進行するという点で前記サ
ーバが同期しており、ｉがプロセッサを識別する番号で
あり、ｌがラウンドを識別する番号であるとして、新し
い秘密キーをｋi,lで表し、古い秘密キーをｋi,l-1で表
すとき、前記中間値を計算する段階が、ｊが１組のプロ
セッサｊ＝１，．．．，ｎのうちの他のプロセッサを識
別する番号であり、１組のプロセッサにおけるプロセッ
サの合計数をｎ、古い秘密キーの関数をｆとして、プロ
セス
ーバが、該サーバへの侵入者に対して、クライアントと
共用される１組のキーを維持するための方法であって、
プロセッサ用の記憶域から古い秘密キーを読み取る段階
と、記憶域から読み取った古い秘密キーに基づいて、各
プロセッサごとに中間値を計算する段階と、計算した中
間値を、前記１組のサーバのうちの対応するサーバに伝
送する段階と、前記１組のサーバにおいて他のサーバか
ら中間値を受け取る段階と、受け取った中間値を使って
新しい秘密キーを計算する段階と、計算された新しい秘
密キーを、プロセッサ用の前記記憶域に記憶する段階
と、その後に記憶域から古い秘密キーを消去する段階
と、を含む方法。 （２）通信がラウンドごとに進行するという点で前記サ
ーバが同期しており、ｉがプロセッサを識別する番号で
あり、ｌがラウンドを識別する番号であるとして、新し
い秘密キーをｋi,lで表し、古い秘密キーをｋi,l-1で表
すとき、前記中間値を計算する段階が、ｊが１組のプロ
セッサｊ＝１，．．．，ｎのうちの他のプロセッサを識
別する番号であり、１組のプロセッサにおけるプロセッ
サの合計数をｎ、古い秘密キーの関数をｆとして、プロ
セス
【数１６】 ＩＶi(j)＝ｉからｊの中間値＝ｆki,l-1（ｊ） に従って実行される、上記（１）記載の方法。 （３）プロセッサ用に新しい秘密キーＮiを計算する段
階が、式
階が、式
【数１７】 に従って実行され、和演算が、すべての要素の排他的Ｏ
Ｒまたはモジュラー加算である、上記（２）に記載の方
法。 （４）通信システムによって接続された複数のプロセッ
サによって秘密値を更新する方法であって、古い秘密値
を使って、各プロセッサにおいてローカルに中間値を計
算する段階と、計算した中間値を前記のプロセッサに伝
送する段階と、伝送された中間値を受け取った後、各プ
ロセッサにおいて、受け取った中間値および古い秘密値
の関数として新しい秘密値を計算する段階と、各プロセ
ッサにおいて、新しい秘密値を記憶し、次に古い秘密値
を消去する段階とを含む方法。 （５）ローカルに中間値を計算する前記段階が、プロセ
ッサごとにプロセッサの古い秘密値を使って、各プロセ
ッサによって中間値を計算する段階を含む、上記（４）
に記載の方法。 （６）各プロセッサにおいて新しい秘密値を計算する前
記段階が、受け取った中間値の排他的ＯＲとして実行さ
れる、上記（５）に記載の方法。 （７）通信がラウンドごとに進行するという点で前記プ
ロセッサが同期しており、ｉがプロセッサを識別する番
号、ｌがラウンドを識別する番号であるとして、古い秘
密キーをｋi,l-1で表し、新しい秘密キーをｋi,lで表す
とき、前記中間値を計算する段階が、ｊが１組のプロセ
ッサｊ＝１，．．．，ｎのうちの別のプロセッサを識別
する番号であり、１組のプロセッサにおけるプロセッサ
の合計数をｎ、古い秘密キーの関数をｆとして、プロセ
ス
Ｒまたはモジュラー加算である、上記（２）に記載の方
法。 （４）通信システムによって接続された複数のプロセッ
サによって秘密値を更新する方法であって、古い秘密値
を使って、各プロセッサにおいてローカルに中間値を計
算する段階と、計算した中間値を前記のプロセッサに伝
送する段階と、伝送された中間値を受け取った後、各プ
ロセッサにおいて、受け取った中間値および古い秘密値
の関数として新しい秘密値を計算する段階と、各プロセ
ッサにおいて、新しい秘密値を記憶し、次に古い秘密値
を消去する段階とを含む方法。 （５）ローカルに中間値を計算する前記段階が、プロセ
ッサごとにプロセッサの古い秘密値を使って、各プロセ
ッサによって中間値を計算する段階を含む、上記（４）
に記載の方法。 （６）各プロセッサにおいて新しい秘密値を計算する前
記段階が、受け取った中間値の排他的ＯＲとして実行さ
れる、上記（５）に記載の方法。 （７）通信がラウンドごとに進行するという点で前記プ
ロセッサが同期しており、ｉがプロセッサを識別する番
号、ｌがラウンドを識別する番号であるとして、古い秘
密キーをｋi,l-1で表し、新しい秘密キーをｋi,lで表す
とき、前記中間値を計算する段階が、ｊが１組のプロセ
ッサｊ＝１，．．．，ｎのうちの別のプロセッサを識別
する番号であり、１組のプロセッサにおけるプロセッサ
の合計数をｎ、古い秘密キーの関数をｆとして、プロセ
ス
【数１８】 ＩＶi(j)＝ｉからｊの中間値＝ｆki,l-1（ｊ） に従って実行される、上記（５）に記載の方法。 （８）プロセッサ用の新しい秘密キーＮiを計算する段
階が、式
階が、式
【数１９】 に従って実行され、和演算が、すべての要素の排他的Ｏ
Ｒまたはモジュラー加算である、上記（７）に記載の方
法。 （９）通信ネットワークによって接続された複数のサー
バを含む分散データ処理システムのユーザを確認する方
法であって、システムのサーバのうちの１台に接続され
た分散データ処理システムの入力装置において、ユーザ
識別子を受けとる段階と、入力装置によって、ユーザ識
別子と時間に基づいてラウンド・キーを計算する段階
と、計算したラウンド・キーを使って、入力装置に接続
されたサーバと通信する段階と、サーバによって、前記
サーバ内の記憶域から古い秘密キーを読み取る段階と、
サーバによって、記憶域から読み取った古い秘密キーに
基づいて、各プロセッサ用の中間値を計算する段階と、
計算した中間値を、前記複数のサーバのうちの対応する
サーバに伝送する段階と、前記複数のサーバのうちの他
のサーバから中間値を受け取る段階と、受け取った中間
値を使って、新しい秘密キーを計算する段階と、計算し
た新しい秘密キーを、プロセッサ用の前記記憶域に記憶
する段階と、その後で古い秘密キーを記憶域から消去す
る段階とを含む方法。 （１０）前記ユーザ識別子が、個人識別番号（ＰＩＮ）
またはパスワードであり、ラウンド・キーを計算する段
階が、計算における変数としてサーバ位置（サーバＩ
Ｄ）を含む、上記（９）に記載の方法。 （１１）前記入力装置が、ワークステーションであり、
ユーザが、ワークステーションに接続されたキーボード
によって前記ユーザ識別子を入力する、上記（９）に記
載の方法。 （１２）前記入力装置が、プロセッサおよび安全メモリ
を有するスマート・カードであり、前記ユーザ識別子が
保護メモリ内に埋め込まれている、上記（９）に記載の
方法。
Ｒまたはモジュラー加算である、上記（７）に記載の方
法。 （９）通信ネットワークによって接続された複数のサー
バを含む分散データ処理システムのユーザを確認する方
法であって、システムのサーバのうちの１台に接続され
た分散データ処理システムの入力装置において、ユーザ
識別子を受けとる段階と、入力装置によって、ユーザ識
別子と時間に基づいてラウンド・キーを計算する段階
と、計算したラウンド・キーを使って、入力装置に接続
されたサーバと通信する段階と、サーバによって、前記
サーバ内の記憶域から古い秘密キーを読み取る段階と、
サーバによって、記憶域から読み取った古い秘密キーに
基づいて、各プロセッサ用の中間値を計算する段階と、
計算した中間値を、前記複数のサーバのうちの対応する
サーバに伝送する段階と、前記複数のサーバのうちの他
のサーバから中間値を受け取る段階と、受け取った中間
値を使って、新しい秘密キーを計算する段階と、計算し
た新しい秘密キーを、プロセッサ用の前記記憶域に記憶
する段階と、その後で古い秘密キーを記憶域から消去す
る段階とを含む方法。 （１０）前記ユーザ識別子が、個人識別番号（ＰＩＮ）
またはパスワードであり、ラウンド・キーを計算する段
階が、計算における変数としてサーバ位置（サーバＩ
Ｄ）を含む、上記（９）に記載の方法。 （１１）前記入力装置が、ワークステーションであり、
ユーザが、ワークステーションに接続されたキーボード
によって前記ユーザ識別子を入力する、上記（９）に記
載の方法。 （１２）前記入力装置が、プロセッサおよび安全メモリ
を有するスマート・カードであり、前記ユーザ識別子が
保護メモリ内に埋め込まれている、上記（９）に記載の
方法。
【００３２】
【発明の効果】この方式は、セッション・キーを得るた
めに、ユーザは１台のサーバとだけ対話すればよく、対
話したいサーバを選択できるので極めて効率的である。
この方法を使って（すなわち、キーを乱数として使っ
て）、乱数を安全に生成することもできる。
めに、ユーザは１台のサーバとだけ対話すればよく、対
話したいサーバを選択できるので極めて効率的である。
この方法を使って（すなわち、キーを乱数として使っ
て）、乱数を安全に生成することもできる。
【図１】本発明が実施できるタイプの分散データ処理シ
ステムを示すブロック図である。
ステムを示すブロック図である。
【図２】本発明の第１の好ましい実施例による処理のフ
ローチャートである。
ローチャートである。
【図３】本発明の第２の好ましい実施例による処理のフ
ローチャートである。
ローチャートである。
【図４】図３に類似し、本発明の第２の実施例の具体的
な実施態様を、より詳細に示すフローチャートである。
な実施態様を、より詳細に示すフローチャートである。
【図５】本発明の第２の実施例が実施される３プロセッ
サ・システムを示すブロック図である。
サ・システムを示すブロック図である。
【図６】分散システムのユーザを確認する本発明の応用
例を示す機能ブロック図である。
例を示す機能ブロック図である。
６１ ユーザ ６２ ワークステーション ６３ 分散データ処理システム ６４ ユーザ ６５ スマート・カード １０ プロセッサ １１ 通信ネットワーク １２ 記憶装置
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.6 識別記号 庁内整理番号 ＦＩ 技術表示箇所 Ｇ０９Ｃ 1/00 9364−5Ｌ (72)発明者 アミール・ヘルツバーグ アメリカ合衆国10471 ニューヨーク州ブ ロンクス ブラックストーン・アベニュー 3935 アパートメント４エイ
Claims (12)
- 【請求項１】分散処理システムにおける１組のサーバ
が、該サーバへの侵入者に対して、クライアントと共用
される１組のキーを維持するための方法であって、 プロセッサ用の記憶域から古い秘密キーを読み取る段階
と、 記憶域から読み取った古い秘密キーに基づいて、各プロ
セッサごとに中間値を計算する段階と、 計算した中間値を、前記１組のサーバのうちの対応する
サーバに伝送する段階と、 前記１組のサーバにおいて他のサーバから中間値を受け
取る段階と、 受け取った中間値を使って新しい秘密キーを計算する段
階と、 計算された新しい秘密キーを、プロセッサ用の前記記憶
域に記憶する段階と、 その後に記憶域から古い秘密キーを消去する段階と、 を含む方法。 - 【請求項２】通信がラウンドごとに進行するという点で
前記サーバが同期しており、ｉがプロセッサを識別する
番号であり、ｌがラウンドを識別する番号であるとし
て、新しい秘密キーをｋi,lで表し、古い秘密キーをｋ
i,l-1で表すとき、前記中間値を計算する段階が、ｊが
１組のプロセッサｊ＝１，．．．，ｎのうちの他のプロ
セッサを識別する番号であり、１組のプロセッサにおけ
るプロセッサの合計数をｎ、古い秘密キーの関数をｆと
して、プロセス 【数１】ＩＶi(j)＝ｉからｊの中間値＝ｆki,l-1（ｊ） に従って実行される、請求項１に記載の方法。 - 【請求項３】プロセッサ用に新しい秘密キーＮiを計算
する段階が、式 【数２】 に従って実行され、和演算が、すべての要素の排他的Ｏ
Ｒまたはモジュラー加算である、請求項２に記載の方
法。 - 【請求項４】通信システムによって接続された複数のプ
ロセッサによって秘密値を更新する方法であって、 古い秘密値を使って、各プロセッサにおいてローカルに
中間値を計算する段階と、 計算した中間値を前記のプロセッサに伝送する段階と、 伝送された中間値を受け取った後、各プロセッサにおい
て、受け取った中間値および古い秘密値の関数として新
しい秘密値を計算する段階と、 各プロセッサにおいて、新しい秘密値を記憶し、次に古
い秘密値を消去する段階とを含む方法。 - 【請求項５】ローカルに中間値を計算する前記段階が、
プロセッサごとにプロセッサの古い秘密値を使って、各
プロセッサによって中間値を計算する段階を含む、請求
項４に記載の方法。 - 【請求項６】各プロセッサにおいて新しい秘密値を計算
する前記段階が、受け取った中間値の排他的ＯＲとして
実行される、請求項５に記載の方法。 - 【請求項７】通信がラウンドごとに進行するという点で
前記プロセッサが同期しており、ｉがプロセッサを識別
する番号、ｌがラウンドを識別する番号であるとして、
古い秘密キーをｋi,l-1で表し、新しい秘密キーをｋi,l
で表すとき、前記中間値を計算する段階が、ｊが１組の
プロセッサｊ＝１，．．．，ｎのうちの別のプロセッサ
を識別する番号であり、１組のプロセッサにおけるプロ
セッサの合計数をｎ、古い秘密キーの関数をｆとして、
プロセス 【数３】ＩＶi(j)＝ｉからｊの中間値＝ｆki,l-1（ｊ） に従って実行される、請求項５に記載の方法。 - 【請求項８】プロセッサ用の新しい秘密キーＮiを計算
する段階が、式 【数４】 に従って実行され、和演算が、すべての要素の排他的Ｏ
Ｒまたはモジュラー加算である、請求項７に記載の方
法。 - 【請求項９】通信ネットワークによって接続された複数
のサーバを含む分散データ処理システムのユーザを確認
する方法であって、 システムのサーバのうちの１台に接続された分散データ
処理システムの入力装置において、ユーザ識別子を受け
とる段階と、 入力装置によって、ユーザ識別子と時間に基づいてラウ
ンド・キーを計算する段階と、 計算したラウンド・キーを使って、入力装置に接続され
たサーバと通信する段階と、 サーバによって、前記サーバ内の記憶域から古い秘密キ
ーを読み取る段階と、 サーバによって、記憶域から読み取った古い秘密キーに
基づいて、各プロセッサ用の中間値を計算する段階と、 計算した中間値を、前記複数のサーバのうちの対応する
サーバに伝送する段階と、 前記複数のサーバのうちの他のサーバから中間値を受け
取る段階と、 受け取った中間値を使って、新しい秘密キーを計算する
段階と、 計算した新しい秘密キーを、プロセッサ用の前記記憶域
に記憶する段階と、 その後で古い秘密キーを記憶域から消去する段階とを含
む方法。 - 【請求項１０】前記ユーザ識別子が、個人識別番号（Ｐ
ＩＮ）またはパスワードであり、ラウンド・キーを計算
する段階が、計算における変数としてサーバ位置（サー
バＩＤ）を含む、請求項９に記載の方法。 - 【請求項１１】前記入力装置が、ワークステーションで
あり、ユーザが、ワークステーションに接続されたキー
ボードによって前記ユーザ識別子を入力する、請求項９
に記載の方法。 - 【請求項１２】前記入力装置が、プロセッサおよび安全
メモリを有するスマート・カードであり、前記ユーザ識
別子が保護メモリ内に埋め込まれている、請求項９に記
載の方法。
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| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US08/203,973 US5412723A (en) | 1994-03-01 | 1994-03-01 | Mechanism for keeping a key secret from mobile eavesdroppers |
| US203973 | 1994-03-01 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH07250060A true JPH07250060A (ja) | 1995-09-26 |
| JP3024053B2 JP3024053B2 (ja) | 2000-03-21 |
Family
ID=22756057
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP6318018A Expired - Fee Related JP3024053B2 (ja) | 1994-03-01 | 1994-12-21 | 通信における安全保護のための方法 |
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|---|---|
| US (1) | US5412723A (ja) |
| EP (1) | EP0670645B1 (ja) |
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