(57)【要約】      （修正有）【課題】Ａtenieseファイル暗号方式の改良。【解決手段】暗号処理方式として、公開鍵の証明書の確認が不要となるため利便性の高く、Selective-ID CPA SecureなIDベース暗号と、Kurosawa and Desmedtのハイブリイド暗号を組みあせて暗号処理方式を再構成し、グループの管理者が、グループで共有する暗号化用の公開鍵を生成して共有する方式とする。IDベース暗号の機能により、グループの各メンバーに配布された秘密鍵に対して、当該公開鍵の復号権限を委譲するために利用する公開情報として、当該利用者の秘密鍵の一部の構成要素であり、かつ巡回群の生成元ｇ整数bより設定される要素をQとし、この整数bの値は、当該利用者には秘匿される構成の暗号処理方式を採用し、復号権限を委譲するために作成する電子データをこの公開情報Qを変換して与える方式とする。【選択図】図２
2010113181.tif 000002
【特許請求の範囲】
【請求項１】
通信ネットワークシステムシステムのある特定の利用者で構成されるグループにおいて、ある特定の電子情報を秘匿して共有するとき、この特定の指定された利用者以外から、当該電子情報を秘匿するために、当該電子データを当該グループ共通の電子データ秘匿用公開鍵により暗号化し、この特定の指定された利用者だけが、電子データ秘匿用公開鍵に対応する復号用の秘密鍵を生成して当該電子情報を復号して利用する形態において、公開鍵と共通鍵とを組み合わせ、電子データを暗号化処理するごとに共通鍵を更新する暗号処理方式とし、グループ共通の電子データ秘匿用公開鍵を、信頼できる第３者が秘匿している電子データで作成して公開し、この特定のグループの複数の利用者以外の者から、電子情報を秘匿するために、当該グループ共通の電子データ秘匿用公開鍵で暗号化して、電子データ格納装置に格納し、当該グループの利用ユーザに当該暗号文を復号して利用する権限を与えるための電子データを、信頼できる第３者が秘匿している電子データをもとに、当該利用ユーザの所有する秘密鍵の一部の要素である公開可能な電子データを変換して与える、暗号処理方法、鍵構成方法、復号権限を与えるデータ作成方法。
【請求項２】
請求項1に記載の通信ネットワークシステムの暗号処理方法、鍵構成方法、復号権限を与えるデータ作成方法において、電子データをグループ共通の電子データ秘匿用公開鍵により秘匿データを作成する暗号化処理において、任意に定めた値を暗号化処理用データとして設定し、この暗号化処理用データと電子データ秘匿用公開鍵をもとに、一旦鍵設定用電子データを算出し、この鍵設定用電子データと電子データ秘匿用公開鍵から、共通鍵と認証用の鍵を算出する。次に算出した共通鍵で電子データを暗号化して暗号化データ作成するとともに、認証用の鍵で、暗号化データに認証化演算により、認証子を作成する。ここで作成した、鍵設定用電子データ、共通鍵による暗号化データ、認証用の鍵による認証子の３通りのデータを、当該電子データの当該公開鍵による暗号化データとする、暗号処理方法、鍵構成方法、復号権限を与えるデータ作成方法。
【請求項３】
請求項2に記載の通信ネットワークシステムの暗号処理方法、鍵構成方法、復号権限を与えるデータ作成方法において、ある電子情報を提供者が、提供するとき、当該電子情報の提供者であることを示すための電子データを、当該提供者の電子データ提供確認用の秘密鍵で作成し、これを利用者が、当該電子データ提供確認用の秘密鍵に１対１で対応する、公開可能な電子データ提供用公開鍵で検証して確認するとき、この公開可能な電子データ提供確認用公開鍵が、特定の利用者を識別する電子データと１対１に対応する、電子情報処理システムにおいて、当該グループ共通の電子データ秘匿用公開鍵に対応する復号用の秘密鍵を構成する電子データが、公開可能な電子データ提供確認用公開鍵のデータを利用して構成される鍵構成方法、電子データの暗号処理方法。
【請求項４】
請求項2に記載の通信ネットワークシステムの暗号処理方法、鍵構成方法、復号権限を与えるデータ作成方法において、電子データの公開鍵による暗号化データとして、鍵設定用電子データ、共通鍵による暗号化データ、認証用の鍵による認証子の３通りのデータが与えられた場合、当該暗号文を復号して利用する権限を与えるための電子データを、信頼できる第３者から取得し、自身の所有する秘密鍵の要素のひとつを、この復号して利用する権限を与えるための電子データと置き換えて、復号秘密鍵を再設定する。
次に、この再設定した復号秘密鍵と電子データ秘匿用公開鍵をもとに、一旦鍵設定用電子データを算出し、この鍵設定用電子データから、共通鍵と認証用の鍵を算出する。次に算出した認証用の鍵と共通鍵による暗号化データをもとに、認証子を算出し、この認証しが、公開鍵による暗号化データの認証用の鍵による認証子と一致するかを判定する。
一致しない場合は、ここまでで電子データの処理を中断し、一致する場合は、鍵設定用電子データから算出した共通鍵で、共通鍵による暗号化データを復号し、電子データを取得する暗号処理方法、鍵構成方法、復号権限を与えるデータ作成方法。
【請求項５】
請求項2に記載の通信ネットワークシステムの暗号処理方法、鍵構成方法、復号権限を与えるデータ作成方法において、鍵設定用電子データと電子データ秘匿用公開鍵から、共通鍵と認証用の鍵を算出する演算処理、および請求項4に記載の通信ネットワークシステムの暗号処理方法、鍵構成方法、復号権限を与えるデータ作成方法において、再設定した復号秘密鍵と電子データ秘匿用公開鍵をもとに、鍵設定用電子データを算出する演算処理に、楕円曲線上の双線形演算を利用して構成している、通信ネットワークシステムの暗号処理方法、鍵構成方法、復号権限を与えるデータ作成方法
【請求項６】
請求項１、２、3、４に記載の、電子データの暗号処理方法と鍵構成方法において、電子データを当該グループ共通の電子データ秘匿用公開鍵で暗号化し、別の電子データを、請求項１，２、3、４に記載の当該グループ共通の電子データ秘匿用公開鍵で作成した暗号文を復号して利用する権限を与えるための電子データを更新せず、同一の電子データとする、暗号処理方法、復号権限を与えるデータ作成方法。
【請求項７】
請求項2に記載の通信ネットワークシステムの暗号処理方法、鍵構成方法、復号権限を与えるデータ作成方法において、ある特定の利用者で構成されるグループにおいて、当該グループ共通の電子データ秘匿用公開鍵を所有し、信頼できる第３者から当該グループの利用ユーザに当該暗号文を復号して利用する権限を与えるための電子データを与えられ、前記グループとは異なるグループにおいて、当該グループ共通の電子データ秘匿用公開鍵を所有し、信頼できる別の第３者から当該グループの利用ユーザに当該暗号文を復号して利用する権限を与えるための電子データを与えられているとき、２つのグループの２つの電子データ秘匿用公開鍵をもとに電子データーを暗号化して暗号化電子データを作成し、２つのグループの両方のグループに属する利用ユーザが、２つの復号権限を与える電子データと自身の所有する秘密鍵をもとに、復号秘密鍵を再設定し、当該暗号化電子データを復号して電子データを取得することにより、２つのグループの両方のグループに属する利用ユーザが秘匿データを共有し、同様にして複数のグループのすべてに属する共通の利用ユーザが秘匿データを共有する、通信ネットワークシステムの暗号処理方法、鍵構成方法、復号権限を与えるデータ作成方法、秘匿データ共有方法。
【発明の詳細な説明】
【技術分野】
【０００１】
本発明は、通信ネットワークシステム上で利用される電子データの秘匿による送受信もしくは、共有等の利用方法に関するものであり、指定された特定のグループの複数の利用ユーザに、当該秘匿電子データを共有して利用する権限を与え、当該グループの電子データの提供者が電子データを暗号化し、当該グループの利用者が、復号化して当該電子データを利用する形態の情報セキュリティシステムに好適な、鍵管理方法、復号権限委譲方法、暗号処理方法、アクセス管理方法、通信ネットワークシステムに関する。
【背景技術】
【０００２】
現代社会では、ネットワークが浸透し通信のセキュリティや電子決済を運用するための公開鍵暗号技術は、既に実用化されており必須の基盤技術として情報社会を支えている。
様々の組織、部署において複数の利用者が電子データを共有する電子データ格納装置は広く利用されており、この電子データを共通鍵暗号、例えばAESなどにより、暗号化して秘匿し格納することも容易に利用可能となった。
暗号を利用する電子データ格納装置では、Ateniese et.al(2005)非特許文献１に示されるように、当該電子データ格納装置の管理者によるオペレーションミスに配慮して、共通鍵暗号の共通鍵や当該電子データは、利用する電子データ格納装置内では、露呈させないなどの対応が必要である。
一般に電子データ格納装置を管理するソフトウェアとしては、uinx系では、NFS(Network File System)があり、windows系では、CIFS（Common internet file system）等がある。このような管理ソフトウェアとHDD(ハードディスク)などの蓄積メディアとを組合せて、NAS(Network access server)と呼ばれる電子データ格納装置として利用する。
利用するユーザに対するアクセス管理は、パスワード程度しかサポートされないため、セキュリティ上の信頼性は低い。従って、セキュリティアッタクを回避するためには、当該電子データ格納装置内において暗号処理に関する鍵管理機能を持たせないようにする必要がある。
このため、共通鍵暗号を利用したファイル暗号システムでは、共通鍵の管理者がICカードなどの電子媒体に共通鍵を書き込み、各ユーザに配布する方式がとられる。
公開鍵暗号システムの場合、利用するユーザに個別に異なる秘密鍵を配布することが可能なため、一人の利用ユーザの操作ミスにより当該秘密鍵が漏洩しても、漏洩する電子データは、当該利用ユーザの関与する電子データであり、システム全体の電子データが漏洩する危険を回避することが可能である。また、公開鍵暗号システムでは電子署名機能を用いて、当該電子データの作成者を暗号論的に特定することが可能である。この公開鍵暗号をファイル暗号として利用する場合、暗号処理の高速性から、電子データを共通鍵で暗号化し、この共通鍵を、各利用ユーザの所有する公開鍵で暗号化して格納する方式が採用される。
Alice（送信側）が暗号化した電子データをBob(相手ユーザ)が利用する場合、先に述べた通り、電子データ格納装置内で露出させないためには、この暗号化した電子データをBobが復号できる暗号形式に変換して提供する必要がある。
【０００３】
特許文献１の方式は、Bobに復号用の鍵を送付する方式であるが、BobはAliceにこの復号用の共通鍵を要求する方式であるため、共通鍵を暗号化せずに安全に格納しておいてBobの要求に従って、この共通鍵を取り出すか、もしくはAlice（送信側）が暗号化した共通鍵を一旦復号して使用する必要がある。また、ほんとうに要求もとがBobであるのか、認証する必要が生じる。また、この共通鍵をBobの鍵で暗号化するほうが安全であるが、この暗号化には、触れていない。
【０００４】
特許文献2の方式は、特許文献１の方式に記載されていなかった、共通鍵をBobの鍵で暗号化する方式について定めている。この方式は、Bobの所有する公開鍵を用いて電子データ暗号化用の共通鍵を暗号化する方式である。
暗号論的には、複数のn人の利用ユーザBob-i(1≦i≦n)が、当該暗号データの利用要求があったっ場合、利用要求者が正当な要求者かどうか、n回認証し確認する必要がる。
さらに、新たに別の利用ユーザから、利用要求があった場合、この利用ユーザに対して
電子データ暗号化用の共通鍵を暗号化して送付する必要がある。
従って、この方式でも、Alice(電子データ提供側)は、利用ユーザに対して頻繁に、電子データ暗号化用の共通鍵を安全に取り扱い、処理する必要が生じている。
【０００５】
これらの方式では、公開鍵暗号技術が利用されている。公開鍵の安全性については、CCAの安全性を有することが今日ではデファクトとなっている。一般に公開鍵暗号は、共通鍵暗号を比較すると演算処理に時間がかかる。そこで、電子情報の暗号化に共通鍵を使用し、この共通鍵を公開鍵で暗号化し、公開鍵を共通鍵の鍵配送用に使用する方式が取られる。
情報漏洩防止の観点から、この電子情報の暗号化用の共通鍵は、ある程度頻繁に鍵更新するほうが望ましい。このような、共通鍵と公開鍵の組み合わせによる暗号処理をより効率化を図った方式として、暗号化処理ごとに共通鍵を更新していると考えられるKEM/DEM方式のハイブリッド暗号が提案されている。V.Shoup et .al(2004)（非特許文献2）は、Kurosawa and Desmedtのハイブリッド暗号を再考したものを提案し、デファクトとなっているCCAの安全性についてゲームによる詳細な証明を与えている。 
また、利便性の高い公開鍵暗号方式のひとつにIDベース暗号が提案されている。IDベース暗号とは、ユーザ固有のID、例えば、部署名、IPアドレス、telephone番号を公開鍵とする暗号方式であり、PKI(public key infrastructure)で必要とされる公開鍵に対する認証確認が不要となるためユーザによってとても利用しやすい方式となっている。実用的なIDベース暗号は、2000年前後、pairingと呼ばれる楕円曲線上の双線形演算を利用したものが、笠原、D.Boneh et.alにより提案されて以来様々の検討がなさせている。D.Boneh et.al(2004)（非特許文献3）は、CCAの安全性よりは少し弱い、selective ID CPAの安全性を有するIDベース暗号を提案している。
【０００６】
G. Ateniese et al(2005)(非特許文献1)は、電子データ格納装置をuntrusted装置とし、公開鍵のproxy cryptography を利用した電子データ格納方式を提案した。Proxy cryptograsphy とは、あるユーザ(Alice)の鍵で暗号化した電子データを他のユーザ(Bob)の鍵で復号可能となるよう暗号化データに変換を与える暗号技術である。このような、他のユーザ(Bob)へ復号権限を委譲する機能には、いくつかの応用が期待される。
(1) Aliceが自身の秘密鍵を紛失した場合の対応
(2) Alice以外の正当な代理人による復号
G. Atenieseの電子データ格納方式において提案されている、復号権限の委譲は、ElGamal暗号をベースに、双線型写像を利用した、re-encryption scheme と呼ぶ方式である。この復号権限を委譲するproxy cryptography という、暗号化データ変換方式の基礎ととなる方式は、M.Blaze et.al(1998年)(非特許文献4)の「atomic proxy cryptography」という概念である。M.Blaze et.alは、平文に戻すことなく、暗号文に変換を与えるatomic proxy function の機能をElGamal 暗号において検討した。
【０００７】
G. Ateniese の方式は、Alice(電子データ提供者)が暗号化した電子データの復号許可をBob(他の利用ユーザ)に与える場合、暗号化電子データの変換情報を有するre-encryption key を作成し提供する。このre-encryption key は、Bob(他の利用ユーザ)の公開鍵とAlice(電子データ提供側)の秘密鍵で作成し、電子データ格納装置に格納して利用する。
この方式では、
(1) 公開鍵暗号を利用し、Alice(電子データ提供者)とBob(他の利用ユーザ)との間で、
暗号演算処理を実施する方式であり、特許文献1、2に記載の方式を満足している。
(2) 暗号文に変換を与えるre-encryption key の作成は、Alice(電子データ提供者)とBob (他の利用ユーザ)との間で実施し、Alice(電子データ提供者)が暗号化した共通鍵を暗号化したまま利用することが可能で、電子データ暗号化用の共通鍵が、電子データ格納装置内では露呈することがない。このため、Alice(電子データ提供者)の共通鍵に関する管理が安全となり、特許文献1、2にない有効な機能を有している。
このように、Atenieseの方式は、電子データ格納装置側で鍵管理を不必要とするセキュリティ上の安全性が向上した方式となっている。しかし、Atenieseの方式は、公開鍵暗号のElGamal暗号をベースとしており、特許文献２と同様にPKIを必要としている。
即ち、Alice(電子データ提供者)がBob(他の利用ユーザ)に復号権限を与えるためのre-encryption key を作成する場合、Bobの公開鍵を認証により確認して取得する必要がある。また、Atenieseの方式は、利用ユーザの結託攻撃によりAlice(電子データ提供者)が作成したre-encryption key以外のkeyが生成される余地が残されている。このため、re-encryption key は、若干のセキュリティ上の信頼が置ける電子データ格納装置に格納し、Bobからの利用要求があると、Alice(電子データ提供者)の暗号化データに、re-encryption key を用いて、proxy演算処理した結果のデータをBobに提供する方式とし、直接Bobにre-encryptrion key を送付しない方式とする必要がある。このような必要性からAtenieseは、re-encryption keyを格納し、proxy 演算処理を実施する若干のセキュリティ上の信頼を要する電子データ格納装置にsemi を付与して、semi-trusted serverと名づけた。
【０００８】
G. Ateniese et al(2005)(非特許文献１)のre-encryptionの方式において、ファイル暗号としての検討を実施するとともに、Tate-paring(楕円曲線上の双線型写像の一種)を用いて、Collusion-safe の機能、即ち、proxy(先に述べたsemi-trusted server)と通信相手ユーザが結託しても、送信元ユーザの秘密鍵が導出不可とする機能を提供した。
しかし、Non-transferable機能、、即ち、re-encryption key に対して、送信元ユーザ以外のユーザが結託しても、送信元ユーザが登録したkey以外のre-encryption keyの生成が不可能となる機能については提供できなかった。従って、Atenieseの提案するSchemeを運用する場合、re-encryption keyを公開データとして取り扱うことはできず、信頼できる第三者によるアクセス管理と、re-encryption keyに関する(trusted)proxy演算処理が必要となるなど、システム構築上利便性が損なわれる等の制約が存在している。
【０００９】
先に述べた2001年D. Boneh, M. Franklin等により提案された、ID-base 暗号(IBE)は、名前、部署、mail-address、phone-number などのIDを公開鍵として暗号処理に使用する方式であり(非特許文献3)、PKI(public key infrastructure)で、必要とされる公開鍵に対する認証機能が不要となるため、とても利用ユーザにとって利用しやすい方式となっている。公開暗号技術では、電子署名機能も重要であり、IDベース暗号には、IDを利用して電子署名を作成し、検証する方式として、同じくD.Boneh et.al（非特許文献5）によるShort  Signatureの方式がある。また、IDベース暗号については、B. Waters.et.al（非特許文献6）による応用の提案もある。
ｎユーザで暗号ファイルを共有する場合、電子データ暗号化用の共通鍵を、nユーザに暗号化して配布する必要がある。ID-ベース暗号の場合、nユーザのIDをもとに、n回当該共通鍵を暗号化して容易に配布することが可能と考えられる。しかし、共通鍵が1回漏洩すると、nユーザの暗号ファイルは、すべて漏洩することになる。従って、電子データ暗号化用の共通鍵は、適度に更新することが望ましい。特にユーザが重要なデータを作成する場合や、新しい業務が発足する場合は、電子データ暗号化用の共通鍵を更新しておくべきだと考えられる。各nユーザが電子データ暗号化用の共通鍵を更新する場合、他のユーザに共通鍵を暗号化して配布する必要がある。IDベース暗号を利用した場合でも、ｎユーザで暗号ファイルを共有するために、各nユーザが電子データ暗号化用の共通鍵を更新する場合、各nユーザで頻繁に電子データ暗号化用の共通鍵の暗号化処理を実施することになり、共有する利用ユーザのIDをまちがえるなど、オペレーションミスの発生が懸念される。このように、複数のｎユーザで暗号化ファイルを共有するには、もっとユーザにとって、鍵管理や暗号化処理が容易となる方式が望まれる。
また、このようなグループで秘匿データを共有する場合、このようなグループは、部署単位、仕事のプロジェクト単位で複数構成されるものと想定される。グループA,グループBと複数のグループが存在し他場合、この複数のグループを合成したグループで秘匿データを共有したり、また、この複数のグループの共通のメンバーだけで秘匿データを共有したいと言う状況も想定される。このような、秘匿データを共有するグループのグループ単位の集合論的な合成に、容易に対応可能な鍵管理、暗号処理となる方式が望まれる。
【００１０】
【特許文献１】特許出願公開番号  特開 2004-234538      暗号化データ共有システム
【特許文献２】特許出願公開番号  特開2005-115479      電子データ共有装置、方法およびプログラム
【非特許文献１】Giuseppe Ateniese, Kevin Fu, Matthew Green, and Susan Hohenberger       「Improved Proxy Re-Encryption Schemes with Applications to Secure        Distributed Storage(eprint)」 ACM Transactions on Information and         System Security(TISSEC), February 2005
【非特許文献２】R.Gennaro and V.Shoup. 「A note on an encyption scheme of               Kurosawa and Desmedt」Technical Report 2004/194, IACR ePrint archive,           2004
【非特許文献３】D. Boneh and X. Boyen, 「Efficient Selective-ID Secure Identity-        Based Encryption Without Random Oracles」, Adv. In Cryptology -         Eurocrypt 2004 LNCS vol. 3027, Springer-Verlag, pp 223-238, 2004.
【非特許文献４】Matt Blaze, G. Bleumer, and M. Strauss. “Divertible protocols         and atomic proxy cryptography.” In Proceedinds of Eurocrypt              ’98,volume 1403 , pages 127-144, 1998
【非特許文献５】D. Boneh, B. Lynn, and H. Shacham, 「Short Signiture from the           Weil Paring」, J. Cryptology 17(4):297-319(2004)
【非特許文献６】A. Sahai and B. Waters. 「Fussy Identity Based Encryption」 In          Advances in Cryptology -Eurocrypt. Volume 3494 of LNCS, pages           457-473. Springer, 2005
【発明の開示】
【発明が解決しようとする課題】
【００１１】
複数のユーザで構成されるグループにおいて、秘匿データを共有する方式として、ElGamal暗号と双線形演算であるpairingを利用したAtenieseのファイル暗号としての提案方式と最近様々の研究がされるようになったIDベース暗号、およびCCA安全な公開鍵暗号方式について説明した。
(a) Atenieseのデータ共有方式では、復号権限を委譲する鍵が結託攻撃を受ける。
Aliceの公開鍵に対して、データを共有するnメンバーBobi（1≦i≦n）への復号権
限を委譲する鍵re-encryption key をpRK.A_Bi(1≦i≦n)とすると、Aliceが関与す
ることなく、nメンバーのre-encryption keyにより、このメンバー以外のユーザの
re-encryption keyを生成するこが可能である。
(b) 従って、このの復号権限を委譲する鍵re-encryption key をpRK.A_Bi(1≦i≦n)は
公開することが不可能となり、この鍵re-encryption keyは、信頼のおけるサーバ
に格納し、さらに当該サーバで演算処理する必要が生じる。このように、
鍵re-encryption keyをユーザに直接送付することができない。
(c ) 鍵re-encryption keyを作成する場合、復号権限を委譲する相手先が、正当な
nメンバーBobi（1≦i≦n）であるか、認証により確認する必要がある。
(d) さらに、複数のデータ提供者例えば、Alice_aが特定のメンバーに復号権限を委譲
する鍵を生成し、Alice_bが特定のメンバーに復号権限を委譲する鍵を生成したと
する。
Alice_aとAlice_bの各公開鍵で暗号化し、複数の暗号文を作成すれば、両方のグループのメンバーで秘匿データを共有することが可能である。一方、Alice_aとAlice_bの両方のグループに属するメンバーで秘匿データを共有する容易な暗号化処理方法が定められていない。即ち、秘匿データを共有するグループの集合論的な合成に、容易に対応可能な鍵管理、暗号処理となる方式となっていない。
このように、Atenieseのファイル暗号としての提案方式には、グループによるデー
タ共有方式としては、まだ、利用方法の効率が悪く利便性を高めるため改善する必要がある。
【００１２】
従って、本発明では、このAtenieseのファイル暗号としての提案方式において、
安全で、利便性の高い秘匿データ共有方式とするため、
(a) 復号権限を委譲する鍵が結託攻撃を受けない方式とすること。
(b)  復号権限を委譲する鍵が公開可能な安全性を持たせること。
(c) 復号権限を委譲する鍵を生成するとき、相手先メンバーを認証する手続きを必要す
ることなく、安全に生成可能となる方式とする。
(d) 秘匿データを共有するグループの集合論的な合成に、容易に対応可能な鍵管理、暗
号処理となる方式とすること。
(e) 現状の公開鍵暗号技術の進展から、暗号方式を暗号処理ごとに電子情報処理用の
共通鍵を更新していると考えられる、CCA安全なKEM/DEM方式の暗号方式の機能を組
み込むこと。
等の課題を解決すること目的としている。
【課題を解決するための手段】
【００１３】
前記課題を解決するため、まず、IDベース暗号とKEM/DEM方式のハイブリッド暗号をくみ合わせて、課題(d)を解決する、ハイブリッドIDベース暗号と呼ばれる公開鍵暗号方式を再構成した。この公開鍵暗号システム上に、前記課題(a)、(b)、(c)解決したユーザにとって安全で利便性の高い秘匿データ共有システムを構築ることが出来る。
【００１４】
まず、ハイブリッドIDベース暗号とも呼ばれる公開鍵暗号システムの再構築方法について、説明する。
D.Boneh et.al(2004)（非特許文献3）のIDベース暗号は、pairingと呼ばれる楕円曲線上の双線形演算をで構成されている。そこで、V.Shoup(2005) (非特許文献2)のKEM/DEM方式のハイブリッド暗号に、pairingと呼ばれる双線形演算処理を組み込み、ハイブリッド暗号のCCAゲームによる安全性の証明手順が、ほとんど同じとなるよう再構成した。
次にこの再構成した暗号のpairingと呼ばれる双線形演算処理を伴う、CCAの安全性を呈するメカニズムを適応できるようD.Boneh et.al(2004)（非特許文献3）のIDベース暗号を改良した。詳細の構成内容については、実施例において説明する。
【００１５】
上記(a)の結託に関する課題を解決するため、このCCA安全なハイブリッド暗号方式のIDベース暗号システム上に、復号権限を委譲する機能を有する秘匿データ共有システムを構成した。
B.Watters et.al(2005)(非特許文献6)fazzy IDベース暗号で使用した、MBDH(Modified Bilinear Diffie Hellman)の計算量的困難性の仮定のもとに、復号権限を委譲する鍵は、結託攻撃から安全であることを示すことができる。
また、このような結託攻撃から安全な復号権限を委譲する鍵を構成する手段を取ることにより、この鍵は公開可能な安全性を有することができ、上記(b)の公開に関する課題も解決することができる。
【００１６】
次に、上記(c)の認証関連の課題を解決する手段について説明する。
本発明の秘匿データ共有システムは、先に説明したように、CCA安全なハイブリッド暗号方式のIDベース暗号を用いて構成するようにしている。IDベース暗号では、IDに対応する秘密鍵sk(ID)が各IDのユーザに配布され、所有している。実施例において、詳細を説明するがこの秘密鍵は、次のように2組の要素K_ID, Q_IDで構成される。
sk(ID) = { K_ID, Q_ID } 
K_ID は、ID以外の秘匿データをもとに作成されており、秘密鍵の所有者のみアクセス
可能な要素である。これに対して、Q_IDは、IDから作成される要素である。具体的には、IDをもとにhash関数HよりQ_ID=H(ID)と定められる。
このように、この秘密鍵sk(ID)の要素であるQ_IDは、秘密鍵の所有者以外からも取得可能なデータとなっている。従って、復号権限を委譲する鍵pRK(ID)をこのQ_IDをもとに構成することとすれば、通常のIDベース暗号と同様に、相手先メンバーを認証する手続きを必要とすることなく、復号権限を委譲する鍵pRK(ID)を生成することができる。なお、本発明では、実施例で示す通り、復号権限を委譲する鍵pRK(ID)を与えられた利用ユーザは、Q_IDをこのpRK(ID)で置き換えて、復号秘密鍵｛K_ID, pRK(ID) ｝を再設定し、共有する秘匿データ用の復号秘密鍵としている。
また、Q_IDをhash関数によりH(ID)と定められる構成にすると、このQ_IDは、
D.Boneh（非特許文献5）の電子署名用の鍵として利用することができ、IDベース暗号としての電子署名機能を組み込むことが可能である。
【００１７】
次に上記課題(d)のグループ関連の解決手段について説明する。
秘匿データを共有する複数のグループをGa、Gb、Gc,、、とする。各グループには
データ共有用の鍵を管理する管理者Adm.Ga、Adm.Gb、Adm.Gc、、、を定める。この管理者はIDに対応する秘密鍵sk(ID)を生成と配布を担当するPKGとは別に設定することができる。各グループの管理者は、秘匿データmsk.Ga、msk.Gb、msk.Gc を設定し、先に説明したCCA安全なハイブリッド暗号方式のIDベース暗号の枠組みを利用して、この秘匿データをもとに、各グループで秘匿データを共有するために使用する公開鍵PK.Ga、PK.Gb、 PK.Gc、、を生成し公開する。この公開鍵の復号権限を委譲する鍵を、各グループの管理者は、各グループのメンバーのIDと、先に設定した秘匿データをもとに生成し配布する。
即ち、グループGaの管理者Adm.Gaは、グループの各IDのメンバーに対して、
Q_ID＝H(ID)と秘匿データmsk.Gaをもとに、公開鍵PK.Gaの復号権限を委譲する鍵
pRK.Ga(ID)を生成し配布する。公開鍵PK.Gaの復号秘密鍵をSDK.A(ID)とすると、
この復号秘密鍵は、このメンバーが所有する秘密鍵sk(ID)={ K_ID, Q_ID}の要素Q_ID
をpRK.A(ID)に置き換えて、SDK.A(ID)={ K_ID, pRK.A(ID)} と再設定することとする。
同様にIDのメンバーがグループGbに属しているものとすると、このメンバーは、公開鍵PK.Gbの復号権限を委譲する鍵pRK.Gb(ID)を配布され、復号秘密鍵SDK.Gb(ID)を再設定することができる。
グループGa、Gbの両方を合併したグループで秘匿データを共有したい場合は、2組の公開鍵PK.Ga、PK.Gbで電子情報を暗号化することにより、秘匿データを共有することができる。グループGa、Gbの共通のメンバーで構成されるグループで秘匿データを共有することも、ここで示した暗号処理の手段により構成することが可能である。即ち、２組の公開鍵PK.Ga、PK.Gbで電子情報を暗号化し、この暗号化データを、復号権限を委譲する鍵
pRK.Ga(ID), pRK.Gb(ID) をもとに再設定した復号秘密鍵SDK.Ga_Gb(ID) =
{ K_ID, pRK.Ga(ID), pRK.Gb(ID)} で復号し取得することができる。詳細数学的な構成は実施例で説明する。
【発明の効果】
【００１８】
本発明は、以上に説明した解決手段の構成を使用することにより次のような効果を奏する。本発明の方式により提供される効果について説明する。
1. 復号権限を委譲する機能による暗号処理
1.1 復号権限を委譲する暗号処理の特徴および効果
(1) 自己生成(self-generation)
ユーザIDのメンバーに公開鍵PK_Aの復号権限を委譲する鍵proxy-key pRK_A(ID)を管理者であるAdmが作成する場合、Adm自身が所有するmsk.A(master secret key of  Adoministrator)とメンバーのIDをもとに、PKGなどの第三者が介在することなく、Adm自身で効率よく作成可能であり、PKGとの情報交換等の負担のかかるプロトコルが発生せず、セキュリティシステムの運用が容易となる効果が得られる。
(2) 自己管理性(original-access)
秘匿データを共有するグループのメンバーは、公開鍵PK_Aでデータを暗号化して格納するが、自身の所有するIDで再設定した復号秘密鍵 SDK-A(ID)で復号可能であり、格納したデータの保守管理が実施可能であるという効果が得られる。
(3) 復号秘密鍵の識別性(key-distinguishability)
ユーザIDがIDaのメンバーに対して、公開鍵PK.Aに対応する復号秘密鍵SDK-A（IDa）=(K_IDa, pRK-A(IDa))を再設定し、ユーザIDがIDbのメンバーに対して、復号秘密鍵SDK-A（IDb）=(K_IDb, pRK-A(IDb))が再設定される。この再設定された復号秘密鍵SDK-A（IDa）、SDK-A（IDｂ）は、同一の公開鍵のPK_Aの復号秘密鍵を与えているにもかかわらず、データとして識別することができる。これは、復号秘密鍵が不法に流出した際、誰の所有する復号秘密鍵が流出したか追跡が可能となる効果が得られる。
(4) public-key, proxy-key サイズの不変性（key-optimal）
システムに加入するユーザの加入数に関係することなく、public-key PK_A及び、proxy-key pRK(ID) のサイズは、暗号を搭載する楕円曲線などのシステムのみで定まり不変となる。
【００１９】
1.2 復号権限を委譲するproxy-keyの安全性
本発明は、CCA安全なハイブリッドIDベース暗号上に、公開鍵の復号権限委譲機能を組み込み、秘匿データ共有システムとして構成したものである。公開鍵PK_Aの復号権限を委譲する鍵proxy-key pRK_A(ID) は、下記に示す結託攻撃に対する安全性を有している。従って、復号権限を委譲する鍵proxy-keyは、グループの管理者Admだけが、生成でき、かつ公開することができるという性質を有しセキュリティシステムの運用が容易となる効果が得られる。
(1) 非遷移性
公開鍵PK_Aにより、秘匿データを共有するグループの任意のnメンバーBob-i(1≦i≦n)のIDをID-iとし、対応するproxy-keyをpRK-A(ID-i)とする。このメンバーとは異なるユーザCarollのIDをID-cとするとき、このCarollのproxy-key pRK-A(ID-c)を、このnメンバーのproxy-keypRK-A(ID-i)(1≦i≦n)から算出することは計算量的に困難である。
(2) 結託回避性
公開鍵PK_Aにより、秘匿データを共有するグループの任意のnメンバーBob-i(1≦i≦n)のIDをID-iとし、対応するproxy-keyをpRK-A(ID-i)とする。このnメンバーのproxy-keypRK-A(ID-i)(1≦i≦n)から、任意のメンバーBob-jの復号秘密鍵SDK-A(ID-j)もしくは、管理者Admの秘匿データmsk-Aを算出することは、計算量的に困難である。
(3) 復号権限委譲の公開
IDに対応するproxy-key pRK_A(ID)は、(1)項、(2)項に示す安全性を有しており、公開して運用することが可能である。即ち、proxy-keyを公開しても、暗号処理システムのCCAの安全性を確保することが可能である。
【００２０】
1.3  復号権限委譲用の鍵の作成とデータの管理
・請求項１に記載の様態によれば、信頼できる管理者が、復号権限を与えるデータを作成するため、グループの各ユーザが、間違え当該グループの別のユーザに暗号文を提供するという、操作誤りを小さくできるという効果が得られる。
・請求項２，４に記載の様態によれば、電子データを公開鍵で暗号化するごとに、共通鍵が更新され、セキュリティ上の安全性が向上するという効果が得られる。
・  請求項２、６に記載の様態によれば、一回グループの復号権限を取得しておけば、グループの各ユーザの所有する鍵を変更する必要はなく、電子データを公開鍵で暗号化するごとに、共通鍵を更新しセキュリティ上の安全性を向上させ、かつ各ユーザ鍵管理の操作ミスを小さくしできるという効果が得られる。
・  請求項７に記載の様態によれば、複数のグループの共通のメンバーで構成されるグループで、新しく復号権限を委譲せずに、秘匿データを共有することが可能となる効果が得られる。
【発明を実施するための最良の形態】
【００２１】
以下、図を参照して、本発明の実施形態について説明する。
【実施例１】
【００２２】
本発明の、秘匿データ共有システムpBE(proxy-base Encryption)をLANなどの通信ネットワーク上に構成した運用システムの実施例を図1に示す。
図1を参照し、本発明の実施例について説明する。
Administratorは特定のグループの管理者であり、Bob-i(1≦i≦n)は当該グループのメンバーとなる利用ユーザであり、PC(パーソナルコンピュータ)などの端末装置によりLANに接続している。PKG(Public key generator)が、これらの利用ユーザの秘密鍵を作成して配布する。管理者であるAdministratorはこのグループのデータ共有のための公開鍵PK.Aをmsk.A( master secret key of Administrator)により生成するとともに、この公開鍵PK.Aの復号権限を委譲するproxy-keyを作成し配布する。
Bob-i(1≦i≦n)のユーザIDは、IDb-iであり、対応する秘密鍵は、sk(IDb-i)である。
このＬＡＮには、File server がData Storage(untrusted server)として接続されており、
各利用ユーザが所有する電子データを公開鍵PK.Aで暗号化しこのFile server に格納する。
本実施例では、Administratorが、復号権限を委譲するためproxy-keyを作成する場合の実施形態を示している。
Administratorは、本暗号処理システムの復号権限委譲登録のためのDelegation登録画面を開き、復号権限を与えるグループのメンバーのID、本実施例では、Bob-i、Bob-j、Bob-kのIDであるIDb-i,IDb-j, IDb-kを入力している。
この入力後、Administratorの所有するmsk.Aをもとに、proxy-key作成処理が実施され、作成されたproxy-key pRK.A(IDb-i), pRK.A(IDb-j), pRK.A(IDb-k),がFile-serverに接続されているProxy-Key DB(データベース)に格納される。
Bob-iが、公開鍵PK.Aで暗号化電子データを利用しようとするとき、Proxy-Key DBに格納されているproxy-key pRK.A(IDb-i),を取得し、自身の所有する秘密鍵sk(IDb-i)と組み合わせて、復号秘密鍵SDK.A(IDb-i)を再設定し、公開鍵PK.Aによる暗号化電子データを復号して利用する。
【００２３】
本発明の、秘匿データ共有システムpBE(proxy-base Encryption)は、D.Boneh et.al(2004)(非特許文献3)のselective ID CPAの安全性を有するIDベース暗号と、V.Shoup et.al(2005)(非特許文献2)が再考したKurosawa and Desmedt のKEM/DEM方式のハイブリット暗号の、両方の暗号方式を組みあわせて構成した、CCA安全なハイブリッドIDベース暗号mIBE上に構成されている。
【００２４】
2. ハイブリッド暗号
まず、非特許文献2に記載された、Kurosawa and Desmedt のハイブリッド暗号方式を構成するのに利用する数学的枠組みについて示す。
【数１】
2010113181.tif 000003
【００２５】
この数学的な枠組みを利用して、KEM/DEM方式のハイブリッド暗号Pubを構成する。
ハイブリッド暗号Pubは、以下に示す通り、次の3組のalgorithmより構成される。
Pub = {  KeyGen, Pub.Enc, Pub.Dec  }
KeyGen(Key Generation)
【数２】
2010113181.tif 000004
Pub.Enc(暗号化)
【数３】
2010113181.tif 000005
Pub.Dec(復号)
【数４】
2010113181.tif 000006
以上が、V.Shoup 非特許文献2が、Kurosawa and Desmedt のハイブリッド暗号を再考して提案した暗号方式である。このハイブリッド暗号Pubには、DDHの計算量的困難性の仮定のもとに、IND-CCA2の安全性の証明が与えられる。
【００２６】
IDベース暗号については、2000年前後、笠原、D.Boneh et al. により、pairing と呼ばれる楕円曲線上のBilinear map(双線形演算)を利用して、実用的な提案がなされた。それ以来、様々の検討がなされている。非特許文献3は、このうち、D.Boneh et al.による、selective ID  CPAの安全性を有するIDベース暗号sIBEが提案されている。
IDベース暗号sIBEは、安全性をBDH問題の計算量的困難性に置いている。
次に、IDベース暗号を構成するための数学的枠組みである、pairing とBDH問題について説明する。
(1) Bilinear Groups
【数５】
2010113181.tif 000007
(2) 計算量的困難性
【数６】
2010113181.tif 000008
【００２７】
このハイブリッド暗号Pubにおいて、
【数７】
2010113181.tif 000009
これは、V.Shoupのハイブリッド暗号Pubに双線型演算(pairing)を組み込んで、類似した暗号方式の構成の可能性を示している。この点に着目し、V.Shoupのハイブリッド暗号Pubに群上の双線型演算(pairing)を組みこんで、ハイブリッド暗号PKEとして再構成する。このハイブリッド暗号PKEは、以下に示すとおり、次の４組のalgorithmより
構成される。
PKE = { PKE.Setup, PKE.Gen, PKE.Enc, PKE.Dec }
PKE.Setup
ハイブリッド暗号を構成するための、数学的な枠組みを設定する。
【数８】
2010113181.tif 000010
PKE.Gen(Key Generation)
【数９】
2010113181.tif 000011
PKE.Enc (暗号化)
【数１０】
2010113181.tif 000012
PKE.Dec (復号)
【数１１】
2010113181.tif 000013
【００２８】
3. IDベース暗号の修正
pairing 演算を組み込んだ、ハイイブリッド暗号PKEは、V.Shoupが提案するハイブリッド暗号のゲームによる安全性の証明手順とほとんど同じ手順で、DDHの計算量的困難性の仮定を、BDHの計算量的困難性の仮定に置き換えることにより、CCAの安全性を証明することができる。IDベース暗号sIBEは、pairing 演算により構成されており、pairing演算処理を組み込んだハイッブリッド暗号PKEのCCA安全なメカニズムが適応できるよう、sIBEを修正する。修正して構成したIDベース暗号をmIBEとする。以下に示す通りmIBEは、4組のアルゴリズムより構成される。
ｍIBE = {mIBE.Setup, mIBE.Gen, mIBE.Enc, mIBE.Dec}
mIBE.Setup
暗号を構成する枠組みは、pairing演算で構成した、ハイブリッド暗号PKEの数学的枠組みと同じである。
即ち、mIBE.Setup = PKE.Setup = { 群G, W ; e(bilinear map), TCR, KDF, SEK }
ｍIBE.Gen
PKG(public key genrator)は、mIBE.Setupの数学的枠組みを用いてmIBEで使用する鍵を生成する。
msk.mIBE(master secret key)を、PKGが鍵（秘密鍵）を設定するために使用する秘匿データとし、公開鍵であるIDをもとに、データ(plaintxt) mを暗号化するために使用する公開データをParams(master public key)とする。Paramsは、msk.mIBEにより生成する。
【数１２】
2010113181.tif 000014
mIBE.Enc : Encryption of m ( plaintext m の暗号化)
【数１３】
2010113181.tif 000015
mIBE.Dec : Decryption of CM (ciphertxt CMの復号)
【数１４】
2010113181.tif 000016
ハイッブリッド暗号PKEのCCA安全なメカニズムは、IDベース暗号mIBEにおいて、
MAC鍵kと、共通鍵暗号の共通鍵Kを導出するための変数vをpairing演算で導出することにより、組み込まれている。
【００２９】
次に、ここで構成したIDベースｍIBEを利用して、本発明のデータ共有システムpBEを構成する。このデータ共有システムでは、データを共有するメンバーで特定のグループAが設定されており、このグループにデータを共有するための鍵を管理する管理者Adm(Adoministrotor)を設定する。mIBEでは、PKG(public key generator)が、msk.mIBE, Params設定しこの値をもとに、IDに対応する秘密鍵sk(ID)を生成し、IDのユーザに配布しているが、ここで新たに定めるグループの鍵の管理者Admは、PKGとは異なる、信頼できる第３者である。
データ共有システムpBEは、mIBEの要素技術を利用して、次の6組のalgorithmにより構成される。pBE={ pBE.Setup, pBE.Gen, pBE.Der, pBE.Ktr, pBE.Dec}
【００３０】
4．公開鍵の復号権限委譲機能を有する電子データ共有システム
4.1公開鍵の復号権限委譲機能を有する電子データ共有システムの構成
本発明の公開鍵の復号権限委譲機能を有する電子データ共有システムの構成を図2に示す。
図2を参照し、本発明の暗号処理に関するシステム構成の実施例について説明する。
(1) PKG(Public key Generator) 
PKGは、先に説明したハイブリッドIDベース暗号mIBEを使用して、本データ共有システ
ムの暗号処理の枠組みを設定する。同時に、本データ共有システムを利用するユーザ
の鍵管理機能を有している。
・ 秘匿データmsk.mIBE(master secret key of mIBE) を設定し、各ユーザが暗号処理
に利用するParams(master public key)を生成し公開する。
・  各ユーザのIDに対応する秘密鍵sk(ID)を生成し、secure chanelにより各ユーザに
配布する。
図2では、各ユーザBob-i(1≦i≦n)のIDをIDb-iとし、対応する秘密鍵sk(IDb-i)が配
布されていることを示している。
(2) Adm(Administrator)
秘匿データを共有するグループごとに、管理者Admを設定し、当該グループで共有す
る公開鍵に関する鍵管理を実施する。
・ 特定のグループの管理者Admが、秘匿データmsk.A(master secret key  of  Adm)を設
定し、グループで共有する公開鍵PK.A(public key generated by Adm)を生成
する。
・ 当該グループの各メンバーに対して、Admは、秘匿データmsk.A(master secret key
of  Adm)と、各メンバーのIDをもとに、公開鍵PK.Aの復号権限を委譲するための鍵
proxy-key pRK.A(ID)を生成し配布する。
図２では、データを共有するグループとして、グループGaとGbが存在し、各グループ
に管理者Adm.A、管理者Adm.Bが設定されている。管理者Adm.Aは、秘匿データmsk.Aを
設定し、公開鍵PK.Aを生成している。同様に、管理者Adm.Bは、秘匿データmsk.Bを設
定し、公開鍵PK.Bを生成している。
(3) Data Storage(untrusted server、ファイルサーバ)
・ データを共有する特定のグループの各メンバーは、公開鍵を利用して、電子データ
を暗号化し、暗号化した電子データをファイルとして格納して利用する。
・ 暗号処理に関する鍵管理機能は有しない。
図2では、グループGaに属する各メンバーが公開鍵PK.Aで電子データを暗号化して共有
し、同様にグループGbに属する各メンバーが公開鍵PK.Bで電子データを暗号化して共
有していることを示している。
(注) ファイル管理用のソフトウェアとしては、unix系ではNFS（Network File
System）、windows系ではCIFS(Common Internet File System)などが知られている。
パスワード程度のサポートのものは、セキュリティ上の信頼性は低いと考えられる。
(4) proxy-key DB(復号権限委譲用の鍵のデータベース)
データを共有する特定のグループの各メンバーBob-i(1≦i≦n)には、当該グループの
管理者Admが作成した公開鍵PK.Aの復号権限を委譲する鍵proxy-key が与えられる。
各メンバーBob-i(1≦i≦n)は、このproxy-key を所得することにより、公開鍵PK.Aで
暗号化した電子データの復号権限を取得する。
図2では、グループGaの管理者Adm.Aが、当該グループの各メンバーのIDをもとに
proxy-key pRK.A(ID)を作成し、作成したproxy-keyをproxy-key DB(proxy-key デー
タベース)に登録する。
グループGaの各メンバーBob-i(1≦i≦n)のIDをIDb-iとすると、Bob-iに与える
proxy-key pRK.A(IDb-i)は、管理者Adm.A の所有する秘匿データmsk.A(master 
secret key of Adm)と各ユーザBob-i(1≦i≦n)のIDであるIDb-iにより作成される。
各メンバーBob-i(1≦i≦n)は、秘密鍵sk(IDb-i)を所有しており、与えられた
proxy-key pRK.A(IDb-i)をもとに、所有する秘密鍵sk(IDb-i)を再生設定し、公開鍵
PK.Aに対応する復号秘密鍵SDK.A(IDb-i)を生成することができる。このようにして、
グループGaの各メンバーは、暗号化データを共有することができる。
同様にして、グループGbの各メンバーも、公開鍵PK.Bを使用して、暗号化データを
共有している。
【００３１】
4.2 データ共有システムpBEで使用する暗号処理システムの鍵の構成
まず、本発明のデータ共有システムpBEで使用する暗号処理システムの鍵の構成について説明する。
(1) 公開鍵PK.A (Public key)
グループGaにおいて、データを秘匿して共有するために使用する公開鍵。
グループGaに設定した管理者Admが生成し配布する。
(2)  Params ( master Public key)
公開鍵PK.Aで暗号文CMを作成するために使用する公開データ。
公開鍵PK.Aは、様々の値で生成されるが、Paramsは、暗号処理システムにおいて、
固定である。
(3)ID(user’s ID)
公開鍵PK.Aで暗号化したデータに対して、復号権限を委譲する委譲先のグループのメ
ンバーを、当該IDを使用して指定する。IDベース暗号mIBEでは、IDを暗号化の公開鍵
としているが、本発明のデータ共有システムpBEでは、公開鍵は、前出のPK.Aであ
り、IDをデータ暗号化のための公開鍵としては使用しない。
(4) K(File encryption key)
AES(Advanced encryption standard) などの共通鍵暗号SEK.Encにより、ファイルな
どのデータを暗号化に使用するための共通鍵。
plaintxt(平文) m, 共通鍵Kによるciphertext(暗号文) e_Mとすると、
e_M = SEK.Enc(K, m)
(5) k( Message authentication key)
plaintext(平文) e, key(鍵) k の2入力に対して認証子 tag を生成する。即ち、
tag = MAC( k, e)
(安全性の仮定)
攻撃者が任意に選択した平文e_p と認証子tag_p = MAC(k, e_p) を与えられた場合、
e≠e_p となる2組のデータ｛e, tag ｝(tag = MAC(k, e)) を多項式時間内に求める
ことは、計算量的に困難である。
(6) sk(ID) (user’s secret key)
IDベース暗号mIBEにおける公開鍵IDに対応する復号用の秘密鍵であり、ｍIBE.Genが
IDをもとに作成する。pBEシステムにおいても、mIBE.Genと同様にpBE.Genが生成し、
ユーザに配布する。ただし、pBEシステムの公開鍵は、PK.Aであり、IDではない。
sk(ID) = { K_ID, Q_ID} 
秘密鍵sk(ID)の片方の要素Q_IDは、ユーザIDの値で作成することができる。
例えば、hash関数Hにより、Q_ID=H(ID)
(7) pRK.A(ID) (member’s proxy key)
データを共有するグループのユーザIDのメンバーに対して、公開鍵PK.Aに対する復号
権限を委譲する機能を与える鍵。グループの公開鍵の管理者Admが設定し配布する。
(8) SDK.A(ID) (reformatted secret decryption key)
公開鍵PK.Aの復号秘密鍵として、グループのユーザIDのメンバーに対して再設定した
復号秘密鍵。ユーザIDのメンバーが所有する秘密鍵sk(ID)と配布されたproxy key
pFK.A(ID) によりメンバー自身で再設定する。
(9) msk.mIBE (master secret key of mIBE)
mIBEが公開データParamsを
sk(ID)を生成するのに、公開データParams 以外に必要とする秘匿データ。
(10)msk.Adm (master secret key of Administrator)
管理者Admが、公開鍵PK.Aを生成するのに、公開データParams 以外に必要とする秘匿
データ。
(11)σ (master public proxy key)
管理者Admが公開鍵PK.Aの復号権限を委譲するproxy-key pRK.A(ID)を生成するため
に、必要とする公開データ。pRK.A(ID)は、秘匿データmsk.Admと公開データσをもと
に生成する。また、公開データσは、秘匿データmsk..mIBEをもとに生成される。
【００３２】
4.3 IDベース暗号mIBEの枠組みによるデータ共有システムpBEの機能構成。
mIBEは次の4組のアルゴリズム{mIBE.Setup, mIBE.Gen, mIBE.Enc, mIBE.Dec}から構  
成されている。このIDベース暗号mIBEの枠組みを利用して、本発明のデータ共有シス
テムpBEを構成する。pBEは、次の6組のアルゴリズム{pBE.Setup, pBE.Gen, pBE.Der, 
pBE.Ktr, pBE.Dec }により構成されている。以下本発明のデータ共有システムpBEの機
能について説明する。
(1) pBE.Setup
mIBE.Setupにより、暗号処理システムを運用するための群を設定し、次にmsk.mIBE,
を設定し、この秘匿データをもとに、Params、σを生成し公開する。
また、mIBE.Genにより、システムに加入する各ユーザのIDに対応する秘密鍵sk(ID)を
生成し、信頼できる安全な伝達路により当該秘密鍵sk(ID)を配布する。
以上により、IDベース暗号mIBEの枠組みが構成される。
(2) pBE.Gen（pBE Generator）
システム内にデータを共有する特定のグループを定め、このグループにmIBE.Genとは
異なる管理者Adm(administrator)を設定する。この管理者Admは、秘匿データmsk.Adm
を設定し、この秘匿データmsk.Admと公開データParamsをもとに、当該グループで秘
匿データを共有するのに使用する公開鍵PK.Aを生成する。
(3) pBE.Enc (暗号化)
公開鍵PK.Aと公開データParamsをもとにplaintext(平文) mのciphertext(暗号文)
C_Mを生成する。即ち、
pBE.Enc(Params, PK.A, m) = C_M
(4) pBE.Der (復号権限を委譲する鍵  proxy-keyの生成)
グループの管理者Admは、グループの各ユーザIDのメンバーに対して、当該IDと
秘匿データmsk.Admをもとに、公開鍵PK.Aの復号権限を与える鍵pRK.A(ID)を生成
する。即ち、
pBE.Der(msk.Adm, ID) = pRK.A(ID)
(5) pBE.Ktr (復号秘密鍵の再設定)
グループのユーザIDの各メンバーは、自身が所有する秘密鍵sk(ID)と、管理者Admが
生成した復号権限を委譲する鍵proxy-key pRK.A(ID) をもとに、公開鍵PK.Aに対応す
る復号秘密鍵SDK.A(ID)を再設定する。即ち、
pBE.Ktr(sk(ID), pRK.A(ID) = SDK.A(ID)
(6) pBE.Dec (復号)
公開鍵PK.Aのciphertext(暗号文) C_Mを、再設定した復号秘密鍵SDK.A(ID)をもとに
復号し、plaintext(平文) m を取得する。即ち、
pBE.Dec(SDK.A(ID), C_M) = m
【００３３】
5.  pBEによる復号権限委譲機能による
本発明のデータ共有システムｐBEは、公開鍵の復号権限を委譲する方式により、特定のグループで秘匿データを共有するシステムである。図3は、本発明の復号権限委譲方式の処理フロー図である。この図3を参照し、ｐBEの機能に基づいて、本発明の復号権限を委譲機能による秘匿データ共有方式の暗号処理の実施例について説明する。
【００３４】
5.1 PKG, Admの信頼性
本発明のデータ共有システムpBEにおいて、ＰＫＧは、システムに加入しているすべてのユーザに対してユーザIDに対応する秘密鍵sk(ID) を生成し、信頼できる伝送路により各IDのユーザーに配布している。即ちPKGは、pBE.Setupにより、秘匿データmsk.mIBEを設定し、公開データParamasとσを生成し、公開する。管理者であるAdministrator(Alice)および、グループの各ユーザであるCaroll-ｉ（1≦i≦n）のIDに対応する秘密鍵sk(ID)を生成して配布する。
図3では、pBEシステムの加入ユーザCaroll-ｉ（1≦i≦n）のIDをIDc-iとし、対応する秘密鍵sk(IDc-i) = (K_IDc-i, Q_IDc-i) が配布されている。この秘密鍵sk(IDc-i)の構成要素K_IDc-iは、秘匿データmsk.mIBEとIDc-iをもとに生成されるが、構成要素Q_IDc-iは、公開データIDc-iのみで生成される構成要素であり、外部の第三者からも、公開データIDc-iをもとに生成することができ、外部からアクセスすることができる。
本発明のデータ共有システムpBEには、秘匿データを共有する複数のグループGa、Gb、Gc、、、を設定することができる。各グループには、PKGとは異なる管理者(Adoministrator)を設定する。
管理者(Adoministrator)は、当該グループで共有する公開鍵を生成し、当該グループに所属する各メンバーに対して、共有する公開鍵の復号権限を委譲する鍵を生成して配布する。
従って、PKGおよび、管理者(Adoministrator)はtrusted(信頼できる第3者)とする必要がある。
図３において、グループGaの管理者をAdm.A、グループGbの管理者をAdm.B、グループGcの管理者をAdm.Cとする。
【００３５】
5.2 公開鍵の復号権限委譲機能による暗号処理
(1) グループ共有の公開鍵の生成
グループGaの管理者Adm.Aは、pBE.Genにより、秘匿データmsk.A(smaster secret key 
of Adm.A) を設定し、この秘匿データmsk.Aをもとに、グループGaで共有する公開鍵
PK.Aを生成し公開する。
(2) Proxy-key pRKの作成と登録
(i) グループGaに属する各メンバーをBoba-i(1≦i≦n)とし、Boba-i のIDをIDa-i 
(1≦i≦n)とする。このメンバーのIDa-iに対応してPKGが生成し、配布した秘密鍵
を、sk(IDa-i) = (K_IDa-i, Q-IDa-i)とする。先に説明した通り、秘密鍵の構成要
素Q-IDa-iは、IDa-iをもとに作成することができる。
そこで、管理者であるAdm.Aは、復号権限を委譲する先のメンバーのIDa-i (1≦i≦n)
をもとに、対応する秘密鍵の構成要素Q-IDa-i(1≦i≦n )を取得する。
(ii) 管理者Adm.Aは、所有する秘匿データmsk.A(master secret key of 
Administrator) と、取得したQ_IDa-i(1≦i≦n )をもとに公開鍵PK.Aの復号権限を
委譲する鍵proxy-key pRK.A（IDa-i）=pBE.Der(msk.A, IDa-i) (1≦i≦n )を作成
し、ファイルサーバ（untrusted）に登録する。
ファイルサーバには、グループGaの各メンバーが、公開鍵PK.Aで暗号化した電子
データも格納している。電子データをｍ、この暗号文をC_Mとすると、
C_M = pBE.Enc(Params, PK.A, m)
(3)  復号権限を委譲する鍵proxy-key pRKのによる公開鍵の復号秘密鍵SDKの再設定
グループGaのメンバーBoba-i はファイルサーバに公開鍵PK.A の復号権限を委譲する
proxy-key pRK.A(IDa-i) が登録されているか確認する。登録されていれば、この
proxy-key pRK.A(IDa-i)を取得し、自身が所有する秘密鍵
sk(IDa-i) = (K_IDa-i, Q_IDa-i)の要素Q-IDa-IとpRK-A(IDa-i)とを置き換える。
このようにして、公開鍵PK.A に対する復号秘密鍵
SDK.A（IDa-i）=pBE.Ktr(sk(IDa-i) , pRK.A(IDa-i)) =(K_IDa-i, pRK.A(IDa-i))を
再設定して作成する。
(4) 公開鍵PK.Aによる電子データの暗号化
(i) 公開鍵PK.Aと公開データParamsにより、鍵に関するデータUを作成する。
(ii) Ｕをもとに、MAC key k と共通鍵FEKを生成する。
(iii) 電子データm(plaintext)は、共通鍵FEKにより、暗号化データ
e_M = SEK.Enc(FEK, m) 
(iv) 暗号化データe_Mに対し、MAC key kより認証子tagを作成する。
tag = MAC(k, e_M)
(v) 以上より電子データm(plaintext)の暗号文(ciphertext)C_Mを
C_M = { U, e_M, tag }
として、作成する。
なお、認証子tagは、CCAの安全性を確保するために、作成されたものである。
(5) 公開鍵PK.Aの暗号化データの復号秘密鍵による復号
(i) グループGaに属するメンバーBoba-i は、IDa-i に対応して、復号秘密鍵
SDK.A（IDa-i）を再設定して取得している。
暗号文 C_M = ( U, e_M, tag ) の鍵に関するデータUと、復号秘密鍵
SDK.A（IDa-i）をもとに、MAC key k と共通鍵FEKを生成する。
(ii)  暗号化データe_Mから認証子MAC(k, e_M)を作成する。
この認証子が、暗号文 C_Mのtagと一致するかどうかを確認する。
(iii) tag ≠MAC(k, e_M)と、一致しない場合、なんらかの、情報漏洩の危険があるた
め、復号演算処理を中止する。
(iv) tag ＝MAC(k, e_M)と、一致する場合、暗号化データe_Mを共通鍵FEKで
復号する。
m = SEK.Dec(FEK, e_M)
以上のようにして、平文m(plaintext)を取得する。
(注；公開鍵PK.Aについては、Administratorの署名鍵dQ_IDaで電子証明書を作成し、
この電子証明書をAdministratorの検証鍵Q_IDaで前もって正当性を検証する
必要がある。)
【００３６】
5.3 データ共有システムpBEの構成実施例
4.2項で示した本発明のデータ共有システムpBEの機能は、数学的に実装することが出来る。本発明のデータ共有システムpBEを数学的に構成した実施例について説明する。本発明においてpBEの暗号化pBE.Encと復号pBE.Decのアルゴリズムは、ハイブリッドIDベース暗号mIBEの暗号化mIBE.Encと復号mIBE.Decと同じアルゴリズムで構成している。
・  pBE.Setup
【数１５】
2010113181.tif 000017
・  pBE.Gen
データを共有するグループを設定し、mIBE.Genとは異なる管理者Adm(adoministrator)を当該グループに設定する。管理者Admは、秘匿データmsk.Adm(master secret key of Adoministrator)を設定し、この秘匿データをもとに、当該グループでデータを共有するための公開鍵PK.Aを生成する。
なお、IDベース暗号mIBEでは、IDは、公開鍵として使用されるが、pBEの公開鍵PK.Aは、管理者AdmのIDではない。
【数１６】
2010113181.tif 000018
・  pBE.Enc (暗号化)
pBE.Encは、公開データParams, 公開鍵PK.A をもとに、plaintext(平文)mを暗号化し、
ciphertext(暗号文)C_Mを作成する。この暗号処理は、ｍIBE.Encにおいて、IDを秘匿データS (= msk.mIBE)とした場合の暗号化処理と同一とする。
【数１７】
2010113181.tif 000019
・  pBE.Der (proxy-keyの設定)
グループの管理者Admは、ユーザIDの各メンバーに公開鍵PK.Aの復号権限を委譲するためのproxy-key pRK.A(ID)を、ユーザID, 公開データσ、秘匿データmsk.Admをもとに作成し配布する。
【数１８】
2010113181.tif 000020
関数Hを剰余群Fqから群Gへのhash関数とする。
(5) pBE.Ktr (復号秘密鍵の再設定)
グループの各メンバーは、ユーザIDに対応する秘密鍵sk(ID)を所有している。
各メンバーは、グループの管理者Admが配布した、公開鍵PK.Aの復号権限を委譲するproxy-key pRK.A(ID)と秘密鍵sk(ID)をもとに、公開鍵PK.Aの復号秘密鍵SKD.A(ID)を再設定する方式について説明する。
【数１９】
2010113181.tif 000021
(6) pBE.Dec (復号)
公開鍵PK.Aで作成したciphertext(暗号文)C_Mを、再設定された復号秘密鍵SDK.A(ID)により復号し、plaintext(平文)ｍを取得する。
この復号処理は、IDベース暗号mIBE.Decの復号演算処理と同一である。
【数２０】
2010113181.tif 000022
【００３７】
6. グループによるアクセス管理
次に、本発明のデータ共有システムpBEを利用したアクセス管理システムの実施形態につい説明する。図4は、本発明のデータ共有システムpBEを利用した暗号処理システムである。このシステムには、pBE.Gen(PKG)が定められており、公開鍵の暗号化に使用する
公開データParamsを設定して公開するとともに、各ユーザのIDに対応する秘密鍵sk(ID)を設定している。このシステムにおいて、データを共有するグループをGa,Gbとする。
グループGa,Gbには、データを共有するための管理者、Adm.Ga, Adm.Gbが設定されている。グループGaの公開鍵をPK.Ga, 管理者Adm.Gaの秘匿データmsk.Ga=Sa
グループGb公開鍵をPK.Gb 管理者Adm.Gb秘匿データmsk.Gb=Sbとすると、
【数２１】
2010113181.tif 000023
グループGaで共有するデータは、公開鍵PK.Gaで暗号化され、グループGbで共有するデータは、公開鍵PK.Gbで暗号化される。ユーザIDのユーザがグループGaとグループGbに属しているとすると、このユーザは、公開鍵PK.Gaの復号権限を委譲するproxy-key 
pRK.Ga(ID)、および公開鍵PK.Gｂの復号権限を委譲するproxy-key pRK.Gb(ID)を配布されている。公開鍵PK.Gaに対応して、秘密鍵sk(ID)とpRK.Ga(ID)から、復号秘密鍵SDK.G(ID)
を再設定し、公開鍵PK.Gb応して、秘密鍵sk(ID)とpRK.Gb(ID)から、復号秘密鍵SDK.G(ID)
を再設定して利用する。
本発明のデータ共有システムにおいては、公開鍵PK.Ga、PK.Gbを使用して、グループGaとグループGbの両方のグループに属するメンバーのみが、復号可能となるよう暗号化することが可能である。
グループGa、Gbの両方のグループに属するメンバーは、公開鍵PK.Ga、PK.Gbの両方の復号権限を委譲するproxy-keyを有している。公開鍵PK.Ga、PK.Gbを利用してデータを暗号化し、両方の復号権限を委譲するproxy-keyを使用して当該暗号化データを復号する方式をとれば、当該暗号化データは、復号するのに両方の復号権限を委譲するproxy-keyを必要とするため、グループGa、Gbの両方のグループに属するメンバーのみ復号が可能となる。
【００３８】
ユーザIDのユーザが、グループGa、Gbの両方のグループに属し、秘密鍵をsk(ID), 復号権限を委譲する鍵をproxy-key pRK.Ga(ID), pRK.Gb(ID)とし、本発明の公開鍵PK.Ga、PK.Gbを使用した、暗号化処理方法、sk(ID), pRK.Ga(ID), pRK.Gb(ID) を使用した復号処理方法について説明する。
・  pBE.Enc(暗号化)
【数２２】
2010113181.tif 000024
(2) pBE.Ktr (復号秘密鍵の再設定)
グループの各メンバーは、ユーザIDに対応する秘密鍵sk(ID)を所有している。
このメンバーは、グループGaの管理者Adm.Gaが配布した、公開鍵PK.Gaの復号権限を委譲するproxy-key pRK.Ga(ID)とグループGbの管理者Adm.Gbが配布した、公開鍵PK.Gbの復号権限を委譲するproxy-key pRK.Gb(ID)と秘密鍵sk(ID)をもとに、合成した公開鍵
PK.Ga_Gbの復号秘密鍵SDK.Ga_Gb(ID)を再設定する方式について説明する。
【数２３】
2010113181.tif 000025
・  pBE.Dec(復号)
【数２４】
2010113181.tif 000026
【００３９】
7.  公開鍵の復号権限を委譲する鍵 proxy-key の安全性
7.1 Modified Bilinear Diffie-Hellman Assumption(非特許文献6)
【数２５】
2010113181.tif 000027
【００４０】
7.2公開鍵の復号権限を委譲する鍵 proxy-key の結託攻撃からの安全性について
(1) 非遷移性の安全性について
【数２６】
2010113181.tif 000028
【００４１】
(2) 結託回避性の安全性について
ハイブリッド暗号mIBEの秘密鍵sk(Ib)を所有するBobに、Carollのproxy-key pRK.A(Ic)が与えられたものとする。秘密鍵sk(Ib)がproxy-keyにより、別の秘密鍵sk(W)に再設定されるとすると、
【数２７】
2010113181.tif 000029
従って、W=S、即ち、公開鍵PK.Aに対応する秘密鍵sk(msk.A) = sk(S) が再設定されるためには、Ib=Icとなる必要がある。これは、Bobが秘密鍵sk(S)を再設定するには、proxy-key
pRK.A(Ib)が必要となることを示しており、これは、与えられたpRK.A(Ic)から、pRK.A(Ib)を求めることと等価である。これは、前出の非遷移性の安全性から、計算量的に困難であることを示している。
【実施例２】
【００４２】
8.  電子署名機能
公開鍵PK.Aは、提供者が正当な管理者Administratorであることを電子署名で示する必要がある。この電子署名の機能は、本暗号処理とは、別のシステムを用いて導入することも可能であるが、本提案方式では、同じ暗号処理システムを利用して電子署名の機能組み込むことも可能である。以下この電子署名機能の構成方式を示す。
【００４３】
8.1 電子署名(signiture)機能の組み込み
【数２８】
2010113181.tif 000030
【００４４】
8.2 Short Signature 機能設定
D. Boneh et al (非特許文献5) に従って、Short Signature の機能を組み込むことも可能である。NMT curve を使用した構成を示す。この構成は、楕円曲線上の等分点(非特許文献9)上の異なる2組の生成元を用いるため、暗号化(Encryption)、復号(Decryption)について少し修正を要するが、ほとんど同じalgorithmで成立することを容易に確認することができる。電子署名の演算は、(非特許文献5)と同じであり記載は省略する。
【００４５】
【数２９】
2010113181.tif 000031
【００４６】
本発明の電子データ共有システムpBEは、ここで示した電子署名機能と組み合わせて運用する。本発明では、ハイブリッド暗号処理の方式を採用しているため、共通鍵については、意識せずに使用している。本発明のシステムの利用ユーザが、意識して使用する鍵は、暗号化処理と電子署名に使用する公開鍵と秘密鍵である。
図３に示す本発明のpBEシステムの実施例において、図４を参照し、ＰＫＧ、データを共有するグループGaの管理者Adm.Ga (Administrator)、グループGaに所属する利用ユーザBoba-i(1≦i≦n)、File-serverが格納している、暗号化電子データ、およびの暗号化処理と電子署名関連の鍵について説明する。
PKGは、msk.mIBE(master-secret-key)を所有し、Params(master public key)を作成する。そして、本秘匿データ共有システムの各利用ユーザのIDに対応する秘密鍵sk(ID)および、電子署名作成用秘密鍵を作成して、secure chanelにより各利用ユーザに配布する。
秘密鍵は、sk(ID) = (K_ID, Q_ID) , Q_ID = H(ID)となっている。
署名作成用のユーザIDに対応する公開鍵は、Q_ID = H(ID)であり、この署名作成用の公開鍵は各ユーザの秘密鍵の構成要素となっている。
(1) 管理者Adm.Ga
管理者Adm.GaのIDをIDAaとする。管理者Adm.Gaが所有する鍵は、
秘密鍵sk(IDAa) = (K_IDAa, Q_IDAa), Q_IDAa= H(IDAa)
署名検証用のIDAaに対応する公開鍵 Q_IDAa= H(IDAa)
署名作成用の秘密鍵dQ_IDAa
である。
管理者Adm.Gaは、PKGから、秘密鍵sk(IDAa)と署名作成用の秘密鍵 dQ_IDAaを
配布される。
管理者Adm.Gaは、秘匿データmsk.Gaを設定し、グループGaで共有する公開鍵PK.Gaを
生成し公開する。さらに、署名作成用の秘密鍵 dQ_IDAaで公開鍵PK.Gaの証明書を
作成する。
この公開鍵PK.Gaを使用するグループGaの利用ユーザは、管理者Adm.GaのIDAaを
使用して、公開鍵PK.Gaの証明書を検証することができる。
(2) グループGaの利用ユーザBoba-i(1≦i≦n)
グループGaの利用ユーザBoba-i(1≦i≦n)のIDをIDa-i(1≦i≦n)とする。
利用ユーザBoba-iが所有する鍵は、
秘密鍵sk(IDa-i) = (K_IDa-i, Q_IDa-i), Q_IDa-i= H(IDa-i)
署名検証用のIDa-iに対応する公開鍵 Q_IDa-i= H(IDa-i)
署名作成用の秘密鍵dQ_IDa-i
である。
利用ユーザBoba-iは、PKGから、秘密鍵sk(IDa-i)と署名作成用の秘密鍵 dQ_IDa-iを
配布される。
利用ユーザBoba-iは、公開鍵PK.Gaで電子データを暗号化し、グループGaで当該秘匿
データを共有する。当該電子データに対して、利用ユーザBoba-iが作成した電子デー
タであることを証明する必要がある場合、利用ユーザBoba-iは、当該電子データに対
して署名作成用の秘密鍵 dQ_IDa-iを使用して、電子署名を作成することができる。
当該電子データを利用するユーザは、Boba-iのIDa-iにより検証することができる。
この本実施例では、グループGaの各ユーザが、平文Mi(plaintext)(1≦i≦m)を暗号化
してFile-serverに格納している。作成された暗号化電子データは、
pBE.Enc(Params, PK.Ga, Mi)である。
また、管理者Adm.Ga は、Boba-i(1≦i≦n)に公開鍵PK.Gaの復号権限を委譲するため、
proxy-key pRK-A(IDa-i) を作成し登録している。
このproxy-key をもとに、設定される公開鍵PK.Gaの復号秘密鍵は、SDK.Ga(IDa-i)で
ある。
本発明の暗号化データ共有システムpBEの実施例では、ハイブリッド暗号を使用して
いるため、proxy-keyは同一のまま、共通鍵は暗号化処理ごとに新しく更新されてお
り、鍵管理が効率よく改善されている。
同様にして、グループGbには、管理者Adm.Gbが設定され、グループで共有する公
開鍵PK.Gbを設定している。グループGbに所属する各メンバーと管理者Adm.Gbには、
PKGから、ＩＤに対応して、暗号処理用の秘密鍵と、電子署名用の秘密鍵が配布され
ている。
【産業上の利用可能性】
【００４７】
本発明は、通信ネットワークシステム上で利用される電子情報の秘匿による送受信もしくは、共有当の利用に関する分野において、特に電子情報の提供者がある定また通信相手、もしくは特定の複数の利用者を指定して当該電子情報を利用する権限を与え、提供者が電子情報を暗号化し、権限を委譲された利用者が復号して利用するセキュリティシステムである。
データを暗号化してファイルサーバに格納し、複数のユーザで共有して利用する場合、ファイルサーバ内では、管理理者によるオペレーションミスなどに配慮して、格納するデータ、もしくはデータ暗号化用に使用する共通鍵は当該ファイルサーバー内では露呈させないなどの対応が必要である。本発明は、一つの秘密鍵で暗号化された暗号文を、他の秘密鍵で復号できるよう秘密鍵の要素に変換を与える方式により、当該電子情報を利用する権限を与える。従って、もとの平文を操作することなく、暗号文を処理し、また他の第３者による当該データの利用権限が与えられない方式となっている。また、暗号方式は、今日では、デファクトとなっているCCAの安全性を有しており、このファイルサーバによ非常に有効な暗号化データ共有方式として期待することができる。
また、暗号化データの復号権限委譲を安全に与えることが可能なため、データベースの利用者に対する権限管理方式としても非常に有効である。
【図面の簡単な説明】
【００４８】
【図１】図1は、本発明の公開鍵の復号権限委譲機能による暗号処理システムをＬＡＮなどの通信ネットワーク上に実施した運用システムの構成図である。
【図２】図2は、本発明を適用した、公開鍵の復号権限委譲機能を有する秘匿電子データ共有システムのブロック構成図である。
【図３】図３は、本発明を適用した、公開鍵の復号権限委譲機能を有する秘匿電子データ共有システムのＰＫＧ（Public Key Generator）, Adm.A(Adoministrator)が提要する機能の関係を示すフロー図である。
【図４】図4は、本発明を適用して、グループ単位のアクセス管理システムの運用説明図である。
【図５】図5は、図4は、本発明を適用して、暗号処理機能と電子署名機能を運用する、図２のネットワークにおいて、ＰＫＧ，Ａｄｍ，利用ユーザ、File-Serverが使用するセキュリティ関連の電子データの詳細を示す説明図である。
【図２】
2010113181.tif 000032
【図１】
2010113181.tif 000033
【図３】
2010113181.tif 000034
【図４】
2010113181.tif 000035
【図５】
2010113181.tif 000036