【事件の表示】
　特願２００９−５２２１５５「通信ネットワーク内の２ノード間で秘密鍵を確立する方法」拒絶査定不服審判事件〔平成２０年　２月　７日国際公開，ＷＯ２００８／０１４９５８，平成２１年１２月１７日国内公表，特表２００９−５４５２６４〕について，次のとおり審決する。
【結　論】
　本件審判の請求は，成り立たない。
【理　由】
第１．手続の経緯
　本願は，２００７年７月３０日（パリ条約による優先権主張外国庁受理２００６年８月１日　ドイツ連邦共和国）を国際出願日とする出願であって，
　平成２１年１月２９日付けで特許法第１８４条の４第１項の規定による明細書，請求の範囲，及び，図面（図面の中の説明に限る）の日本語による翻訳文が提出されると共に審査請求がなされ，平成２３年８月１２日付けで審査官により拒絶理由が通知され，これに対して平成２４年２月１６日付けで意見書が提出されると共に手続補正がなされたが，平成２４年３月５日付けで審査官により拒絶査定がなされ（謄本送達　平成２４年３月８日），これに対して平成２４年７月５日付けで審判請求がなされたものである。
　
第２．本願発明について
　本願に係る発明は，平成２４年２月１６日付けの手続補正により補正された特許請求の範囲の請求項１〜請求項１３に記載された，次の事項により特定されるものである。
　
「【請求項１】
　通信ネットワーク内，特に無線ローカルエリアネットワーク（ＷＬＡＮ）内の２ノード間で秘密鍵を確立する方法において，
　一方のノードである第１のノード（Ｂ）が，他方のノードである第２のノード（Ａ）により受信可能な，それぞれ第１の鍵（Ｋｉ）を含みそれぞれ送信前に第２の鍵（ｋｉ）で暗号化された１つまたは複数のパケット（Ｐｉ）をブロードキャストするステップと，
　前記第２のノード（Ａ）が，受信したパケット（Ｐｉ）のうちから１つのパケット（Ｐｍ）をランダムに選択し，第１の鍵（Ｋｍ）を取得するために，選択したパケット（Ｐｍ）の暗号化を解除するステップと，
　前記第２のノード（Ａ）が，秘密鍵のための鍵交換プロトコルを開始し，解読した鍵（Ｋｍ）を用いて，該鍵交換プロトコルを開始するために送信すべきメッセージを暗号化するステップと
を含むことを特徴とする，秘密鍵を確立する方法。
【請求項２】
　前記第１のノード（Ｂ）による前記パケット（Ｐｉ）の送信と，前記第２のノードによる前記暗号化の解除および／または前記鍵交換の開始との間に，あらかじめ設定可能な時間を設けることを特徴とする請求項１に記載の方法。
【請求項３】
　前記第１のノード（Ｂ）が，送信した鍵（Ｋｉ）のリストを記憶することを特徴とする請求項１または２に記載の方法。
【請求項４】
　前記第１のノード（Ｂ）が，前記第２のノード（Ａ）の鍵交換プロトコル開始メッセージを解読するために，記憶している鍵（Ｋｉ）を検査することを特徴とする請求項３に記載の方法。
【請求項５】
　前記第１のノード（Ｂ）が，得られた鍵（Ｋｍ）を用いて，前記鍵交換プロトコルの自己のメッセージを暗号化することを特徴とする請求項４に記載の方法。
【請求項６】
　前記第２の鍵（ｋｉ）を用いた前記パケット（Ｐｉ）の暗号化が，容易に解除可能な暗号化であることを特徴とする請求項１ないし５のいずれか１項に記載の方法。
【請求項７】
　前記第２の鍵（ｋｉ）の長さが，それぞれのセキュリティ要件に従って設定されることを特徴とする請求項１ないし６のいずれか１項に記載の方法。
【請求項８】
　ＲＣ５暗号化が，前記パケット（Ｐｉ）を暗号化するために用いられることを特徴とする請求項１ないし７のいずれか１項に記載の方法。
【請求項９】
　前記パケット（Ｐｉ）とともに転送される前記第１の鍵（Ｋｉ）と，前記パケット（Ｐｉ）を暗号化するために用いられる前記第２の鍵（ｋｉ）とが，同一であるように選択されることを特徴とする請求項１ないし８のいずれか１項に記載の方法。
【請求項１０】
　前記一方のノード（Ａ，Ｂ）がネットワークのアクセスポイント（ＡＰ）であり，前記他方のノード（Ｂ，Ａ）が該アクセスポイント（ＡＰ）に付属するノードであることを特徴とする請求項１ないし９のいずれか１項に記載の方法。
【請求項１１】
　前記パケット（Ｐｉ）が周期的に送信されることを特徴とする請求項１ないし１０のいずれか１項に記載の方法。
【請求項１２】
　前記パケット（Ｐｉ）がビーコンであることを特徴とする請求項１ないし１１のいずれか１項に記載の方法。
【請求項１３】
　前記開始された鍵交換プロトコルがディフィ・ヘルマン鍵交換であることを特徴とする請求項１ないし１２のいずれか１項に記載の方法。」
　
第３．原審の拒絶理由
　原審による，平成２３年８月１２日付けの拒絶理由（以下，これを「原審拒絶理由」という）は，概略，次のとおりである。
　
「　　　　　　　　　　　　　　理　由
　
　この出願は，特許請求の範囲及び発明の詳細な説明の記載が下記の点で，特許法第３６条第４項第１号及び第６項第２号に規定する要件を満たしていない。
　
　　　　　　　　　　　　　　　　記
　
（１）本願請求項１に係る発明では，「一方のノードである第１のノード（Ｂ）が，他方のノードである第２のノード（Ａ）により受信可能な，それぞれ第１の鍵（Ｋｉ）を含みそれぞれ送信前に第２の鍵（ｋｉ）で暗号化された１つまたは複数のパケット（Ｐｉ）」に対して「前記第２のノード（Ａ）が，受信したパケット（Ｐｉ）のうちから１つのパケット（Ｐｍ）をランダムに選択し，第１の鍵（Ｋｍ）を取得するために，選択したパケット（Ｐｍ）の暗号化を解除するステップ」を含むことが示されている。
　この「選択したパケット（Ｐｍ）の暗号化を解除するステップ」について，本願明細書の発明の詳細な説明では，「次のステップで，ノードＡは，受信した複数のパケットＰｉからランダムにパケットＰｍを選択する。全数探索を実行することにより，ノードＡは，選択したパケットＰｍの暗号化を解除し，それにより鍵Ｋｍを取得する。」（段落【００２１】）と記載しているが，選択したパケットＰｍに対して全数探索によって可能な組み合わせとなる鍵の候補による復号をそれぞれ実行したとしても，複数ある復号結果から「第１の鍵（Ｋｍ）を取得」するために，該「第１の鍵（Ｋｍ）」が第１のノード（Ｂ）と共有する鍵であることをどのように区別しているのかは記載されていない。
　ここで，本願明細書の段落【００１２】には，「単純化した形態として，それぞれのパケットで転送される第１の鍵Ｋｉと，対応するパケットを暗号化するために用いられる第２の鍵ｋｉとを同一であるように選ぶことができる。」と記載されていることを勘案すれば，全数探索によって可能な組み合わせとなる鍵の候補による「選択したパケット（Ｐｍ）の暗号化を解除」した結果が暗号化の解除に使用した鍵の候補と同じ値となった場合に，該鍵の候補を第１の鍵（Ｋｍ）とする処理が一応可能であるとしても，そもそも本願明細書の発明の詳細な説明には，全数探索に用いた鍵の候補の中から第１の鍵（Ｋｍ）を判定する処理が何ら記載されて以上，当業者にとって自明なものとはいえない。
　よって，この出願の発明の詳細な説明は，当業者が請求項１に係る発明を実施することができる程度に明確かつ十分に記載されたものでない。
　さらに，請求項１を引用し，あるいは請求項１に従属する請求項２−１３に係る発明も同様である。
　
（２）省略」
　
第４．当審の判断
　本願の請求項１に，
「前記第２のノード（Ａ）が，受信したパケット（Ｐｉ）のうちから１つのパケット（Ｐｍ）をランダムに選択し，第１の鍵（Ｋｍ）を取得するために，選択したパケット（Ｐｍ）の暗号化を解除するステップ」，
　と記載されている。上記引用記載中の「選択したパケット（Ｐｍ）の暗号化を解除する」に関して，本願の他の請求項には，本願の請求項６に，
「第２の鍵（ｋｉ）を用いた前記パケット（Ｐｉ）の暗号化が，容易に解除可能な暗号化である」，
　と記載され，本願の請求項７に，
「第２の鍵（ｋｉ）の長さが，それぞれのセキュリティ要件に従って設定される」，
　と記載され，本願の請求項８に，
「ＲＣ５暗号化が，前記パケット（Ｐｉ）を暗号化するために用いられる」，
　と記載され，本願の請求項９に，
「前記パケット（Ｐｉ）とともに転送される前記第１の鍵（Ｋｉ）と，前記パケット（Ｐｉ）を暗号化するために用いられる前記第２の鍵（ｋｉ）とが，同一であるように選択される」，
　と記載されているが，上記引用の請求項６〜請求項９に記載された内容，及び，上記引用以外の本願の請求項各項の記載内容を考慮しても，
「第２のノード（Ａ）」が，どのようにして，「選択したパケット（Ｐｍ）の暗号化を解除する」のか，本願の請求項各項には，何ら記載されておらず，また，本願の請求項各項の記載内容から，該“暗号化を解除する手法”を推察することもできない。
　そこで，前記引用の「選択したパケット（Ｐｍ）の暗号化を解除する」点に関して，本願明細書の発明の詳細な説明を参照すると，
　発明の詳細な説明には，その段落【０００６】に，
「第２のノードは，受信したパケットのうちから１つのパケットをランダムに選択する。
全数探索を実行することにより，第２のノードは，選択したパケットの暗号化を解除して，そのパケットで転送されてきた第１の鍵を取得する
　という記載が存在し，更に，原審の拒絶理由においても引用されたように，段落【００２１】に，
「
ノードＡは，受信した複数のパケットＰ
ｉ
からランダムにパケットＰ
ｍ
を選択する。全数探索を実行することにより，ノードＡは，選択したパケットＰ
ｍ
の暗号化を解除し，それにより鍵Ｋ
ｍ
を取得する。この全数探索は，ほどほどの手間で実行できる
　という記載が存在している。
　上記引用の発明の詳細な説明に記載された内容から，
　本願においては，
“第２のノード（Ａ）は，選択したパケット（Ｐｍ）を暗号化するのに用いた，第２の鍵（ｋｉ）を，鍵の全数探索によって取得する”
　手法が採用されていることが，一応，読み取れる。
　ここで，当該技術分野における技術常識の一つである，“鍵の全数探索”について，その技術的意味を確認する。
　暗号解読の技術分野において，“鍵の全数探索”とは，例えば，「岡本栄司著　「暗号理論入門　［第２版］」　共立出版株式会社　２００２年４月１０日第２版１刷発行　p181」（以下，これを「周知技術文献１」という）に，
　
Ａ．「対称暗号の解読
　対称暗号に対する代表的な解読方法を示す。
　
９．２．１　鍵の総当たり
　
鍵の全数探索は，暗号文を復号化して正しい平文になるか否かの冗長性チェックをすべての鍵について行う
鍵の総数を多くして，このアタックを回避するのが普通である．なお，暗号文アタックが成功するためには，平文の冗長性が不可欠である．
平文−暗号文対がわかっている場合は単に平文を暗号化して暗号文に一致しているか否かをチェックすればよい
　
　と記載され，また，「ブルース・シュナイアー著　山形浩生監訳　「暗号技術大全」ソフトバンクパブリッシング　２００４年３月１８日初版第３刷発行　p7，p173」（以下，これを「周知技術文献２」という）に，
　
Ｂ．「第７章
鍵の長さ
　
７．１　対象鍵の長さ
　
　対称暗号システムの安全性は２つの項目の関数で決まる−アルゴリズムの強度と鍵長だ。前者の方が重要だが，後者の方が実証しやすい。
　アルゴリズムの強度が完璧だと仮定しよう。現実にこれを実現するのは非常に難しいけれど，ここでの例で仮定する分には簡単だ。完璧，という意味は，その暗号システムを破るのに，可能な鍵をすべて試すしらみ潰し攻撃よりましな方法がない，ということだ。
　
この攻撃をするには，暗号分析者は少量の暗号文とそれに対応する平文が必要だ−しらみ潰し攻撃は既知平文攻撃だ
　
　と記載され，あるいは，「電子情報通信学会編「情報セキュリティハンドブック」株式会社オーム社　平成１６年１１月３０日第１版第１刷発行　p26-27，p146」（以下，これを「周知技術文献３」という）に，
　
Ｃ．「（ａ）全数探索
　共通鍵暗号に対する素朴な攻撃法として，
暗号文を復号して平文としてもつべき冗長性をもっているかどうかを，あらゆる鍵について調べる鍵の全数探索が考えられる．平文の冗長性が小さいと攻撃が成功しない可能性もあるが，平文と対応する暗号文１対がわかっている場合には，正しい鍵の判定は容易である
　
Ｄ．「１０．３
全数探索解読法とそのバリエーション
　
１０・３・１　全数探索解読法
　
共通鍵暗号の全数探索解読法（Exhaustive KeySearchまたはBrute Force Attack）の原理は，与えられた平文Ｐと暗号文Ｃの組に対して，ＥＮＣ（Ｐ，Ｋ）＝ＣなるＫ（あるいはＤＥＣ（Ｃ，Ｋ）＝ＰなるＫ）の候補を，実際にＥＮＣまたはＤＥＣ関数を計算することにより一つ一つ探索する手法である
　
全数探索解読法：暗号文Ｃが与えられたとき，すべての鍵候補Ｋ
ｉ
（ｉ＝０，　１，・・・，２
ｋ
−１）に対して次を行う．　ＤＥＣ（Ｃ，Ｋ
ｉ
）が「正しい平文」であればＫ
ｉ
は正しい鍵と判定する．そうでない場合はＫ
ｉ
は誤った鍵として棄却する
　本編１章１・４・２項の攻撃モデルで述べた既知平文攻撃の環境においては，一つのＣに対する正しい平文は一つ定まるが，暗号文単独攻撃の環境においては一般に正しい平文は多数存在し得る．そこでいま，暗号文Ｃのビット数（本節の仮定によりこれは平文Ｐのビット数に等しい）をｎ，２ｎ個のｎビットデータのうち正しい平文の個数をＭとすれば，ｎ−ｌｏｇ２（Ｍ）≧ｋであれば，高い確率で正しい鍵を一つに特定できると期待される．これに対してｎ−ｌｏｇ２（Ｍ）≦ｋであれば，共通鍵の候補は平均２（ｋ−ｎ）Ｍ個生き残り，これ以上の特定は新たな暗号文を入手しない限り不可能となる．
　全数探索解読法は，わずかの情報量とメモリ量しか必要としないという点で優れており，その実現可能性は計算量のみに依存する。鍵長ｋがどの程度であれば共通鍵暗号が全数探索解読法に対して安全であるかは，計算機性能の技術進歩予測に大きく左右されるため一概にいうことは難しいが，現時点（２００４年）では８０ビット程度であれば十分安全であるとされる．」（１４６頁左欄３６行〜右欄２２行）
　
　と記載され，さらに，「池田信一　小山謙二共著「現代暗号理論」　社団法人電子情報通信学会　平成１２年１２月１日初版第７刷発行　p34」（以下，これを「周知技術文献４」という）に，
　
Ｅ．「２．４　秘密鍵暗号の解読
　２．４．１　総当り法
　
暗号方式（暗号アルゴリズム）が何らかの方法で推定可能な場合，その暗号方式で取り得る秘密鍵を総当りで試してみる解読方法がある．つまり，入手した暗号文をすべての鍵で復号化してみて，意味のある文や句が復元されたら，そのときの鍵が使用された秘密鍵である
　鍵の総数がｎの暗号を考えよう，暗号文Ｃに対する平文Ｍが分かっている既知平文攻撃では，計算量として，時間Ｔ＝Ｏ（ｎ），空間Ｓ＝Ｏ（１）が必要となる．」（３４頁１２行〜２７行）
　
　と記載されていて，上記引用記載中の，「既知平文攻撃」についても，その技術的意味を確認すると，周知技術文献２に，
　
Ｆ．「２　
既知平文攻撃（known-plaintext attack）：暗号分析者は，いくつかのメッセージの暗号文だけでなく，もとの平文も持っている
　所与条件：Ｐ１，Ｃ１＝Ｅｋ（Ｐ１），Ｐ２，Ｃ２＝Ｅｋ（Ｐ２），・・・Ｐｉ，Ｃｉ＝Ｅｋ（Ｐｉ）
　導くもの：ｋ，あるいはＰｉ＋１をＣｉ＋１＝Ｅｋ（Ｐｉ＋１）から推定するアルゴリズム。」（７頁１行〜６行）
　
　と記載され，また，周知技術文献３に，
　
Ｇ．「１・４・２　攻撃モデル
　次に暗号方式の安全性を考える場合の，攻撃条件を分類する，通常攻撃条件として，以下の四つを考える．
　（１）暗号文単独攻撃（ＣＯＡ：Ciphertext Only Attack）
　（２）既知平文攻撃（ＫＰＡ：Known Plaintext Attack）
　（３）選択平文攻撃（ＣＰＡ：Chosen Plaintext Attack）
　（４）選択暗号文攻撃（ＣＣＡ：Chosen Ciphertext Attack）
　暗号文単独攻撃は，暗号文のみが利用できる場合である．
既知平文攻撃は，攻撃者が平文内容を指定できないものの，平文と対応する暗号文が利用できる場合である
　
　と記載されていて，上記Ａ〜Ｄに記載された事項からも明らかなように，“鍵の全数探索”によって，暗号化に用いた“暗号鍵”（本願の請求項１に記載の「第２の鍵（ｋｉ）」に相当）を一意に特定するためには，暗号文（本願の請求項１に記載の「第１の鍵（Ｋｉ）を含みそれぞれ送信前に第２の鍵（ｋｉ）で暗号化された１つまたは複数のパケット（Ｐｉ）」，或いは，「選択したパケット（Ｐｍ）」に相当）と，平文（暗号化される前の原文，本願の請求項１における“暗号化される前の「パケット（Ｐｉ）」”に相当）との対が必要であることは明らかである。
　しかしながら，本願明細書の発明の詳細な説明には，本願の請求項１に記載の「第１のノード（Ｂ）」が，本願の請求項１に記載の「第２のノード（Ａ）」に対して，送信した本願の請求項１に記載の「第１の鍵（Ｋｉ）を含みそれぞれ送信前に第２の鍵（ｋｉ）で暗号化された１つまたは複数のパケット（Ｐｉ）」，或いは，「選択したパケット（Ｐｍ）」を，“鍵の全数探索”における“鍵候補”を用いて復号した結果が正しいか否かを判定するために必要な，平文に相当する“暗号化される前の「パケット（Ｐｉ）」”を，送信することや，該「第２のノード（Ａ）」が，該“暗号化される前の「パケット（Ｐｉ）」”を何らかの手法で予め取得しておくといった事項については，記載されておらず，また，本願明細書の記載内容から，上記で指摘した事項が読み取れるものでもない。
　次に，上記Ｅに記載された事項のように，“復号された情報が，そのまま有意な情報として判断できるか”，即ち，本願の請求項１に記載の「第１の鍵（Ｋｉ）」，或いは，「第１の鍵（Ｋｍ）」が，「暗号化された１つまたは複数のパケット（Ｐｉ）」，或いは，「選択したパケット（Ｐｍ）」が，本願の請求項１に記載の「第２のノード（Ａ）」による，“鍵の全数探索”の過程において，前記“鍵候補”を用いて復号されたとき，本願の請求項１に記載の「第２のノード（Ａ）」によって，本願の請求項１に記載の「第１のノード（Ｂ）」によって送られた，“正しい「第１の鍵（Ｋｉ）」，或いは，「第１の鍵（Ｋｍ）」”であるかが判定できるか否かについて検討する。
　一般的に，現代の電子暗号で用いられる暗号化の鍵は，０，１のビット列で表現されており，それ自体が，上記Ｅの記載にあるような「意味のある文や句」であるかを判断することはできない。
　そして，例えば，特開２００２−１８２５５７号公報（２００２年６月２６日公開，以下，これを「周知技術文献５」という）に，
　
Ｈ．「【０００２】
【従来の技術】高速で発生させた複数のビットパターンを利用する代表的な適用例として暗号鍵探索がある。この暗号鍵探索の具体例を説明すると，解読対象の入手暗号文とそれに対応する想定平文，及び暗号化方法の知識を手元に用意し，上記ビットパターンによって全ての組合せの暗号鍵候補を生成する。この暗号鍵候補を用いて想定平文を暗号化し，その暗号化の結果を入手暗号文と比較したとき，暗号化の結果と入手暗号文とが一致すれば，その暗号化結果に係る暗号鍵候補が求める暗号鍵となる。このような暗号鍵の探索方法を全数探索法と称する。例えば，米国等で標準的に使用されているブロック暗号であるＤＥＳ（Ｄａｔａ  Ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ  Ｓｔａｎｄａｒｄ）暗号では，
暗号鍵長が５６ビットであるため，全ての暗号鍵候補を試すには２の５６乗通りの暗号化を１ブロック６４ビットの想定平文に対して行わなくてはならない
【０００３】ここで，
暗号鍵長が５６ビットよりも長い６４ビットや１２８ビットになると，現在の計算機技術や回路技術を駆使し，巨大な装置を構成しても，全数探索法は長大な時間がかかり，現実的な探索法とは言えなくなる。しかしながら，暗号鍵若しくはその元になるデータが指定できる場合，例えばパスワードに代表されるように，覚え易いように短めのデータや通常可読文字でしかも特殊文字を除いたものが使われる傾向にある
【０００４】そこで，上述した全数探索法に代えてパスワードに用いられそうな人名・地名などの語句をデータベースなどに蓄えておき，これらを全数探索法における暗号鍵候補と同様に順次暗号回路に与えて，暗号鍵探索を行なう方法がある。このような暗号探索方法をパスワード攻撃と称している。」
　
　と記載されているように，“鍵の全数探索”においては，２の鍵長乗個の探索を行う必要が有る。
　本願の請求項８，及び，本願明細書の段落【００１１】に，共通鍵暗号として，「ＲＣ５」を用いることが記載され，段落【００１１】に指摘された「鍵長１６〜６４ビット」から，本願においては，最大６４ビット長の鍵であれば，２６４通り，最小でも１６ビット長の鍵であれば，２１６通りの組合せを探索することが必要であることがわかるが，それらのビット列はランダムな０，１のビット列であり，該ビット列を見ただけでは，それが，正しい鍵であるか否かを，受信側で，何の答も無しに判断することは，実質的に不可能である。
　ここで，本願の請求項１の記載において，「暗号化された１つまたは複数のパケット（Ｐｉ）」に含まれる，「第１の鍵（Ｋｉ）」は，例えば，本願の請求項９に，
「前記パケット（Ｐｉ）とともに転送される前記第１の鍵（Ｋｉ）と，前記パケット（Ｐｉ）を暗号化するために用いられる前記第２の鍵（ｋｉ）とが，同一であるように選択される」，
　と記載されていることがら，「パケット（Ｐｉ）」を暗号化するのに用いた，「第２の鍵（ｋｉ）」と同一か，あるいは，類似するものであることが読み取れる。
　そうすると，該「第１の鍵（Ｋｉ）」も，０，１のビット列であることは明らかである。
　そして，「暗号化された１つまたは複数のパケット（Ｐｉ）」に対する“鍵の全数探索”の過程において，“鍵候補”を順次使用して，該「パケット（Ｐｉ）」を復号する度に，“復号結果である，０，１のビット列”が生成されることになる。
　このとき，“復号結果である，０，１のビット列”が，正しく復号されたか，即ち，該“復号結果である，０，１のビット列”が，「第１の鍵（Ｋｉ）」，或いは，「第１の鍵（Ｋｍ）」であるか否かは，上記で検討したとおり，「第２のノード（Ａ）」は，それを判定するための“答”を有していないので，該“答”と比較することで，該“復号結果である，０，１のビット列”が，「第１の鍵（Ｋｉ）」，或いは，「第２のノードＡ」が選択した，「パケット（Ｐｍ）」に含まれる，「第１の鍵（Ｋｍ）」であるかを判定することはできず，また，該“復号結果である，０，１のビット列”は，単に，“０，１のビット列”であるから，上記で検討したとおり，該ビット列を見ただけでは，それが，“有意な情報”であるか，即ち，「第１の鍵（Ｋｉ）」，或いは，「第１の鍵（Ｋｍ）」であるかを判断することはできないことも明らかである。
　仮に，原審拒絶理由に引用され，上記においても指摘した，本願の請求項９，及び，本願明細書の段落【００１２】に記載された，
「単純化した形態として，それぞれのパケットで転送される第１の鍵Ｋｉと，対応するパケットを暗号化するために用いられる第２の鍵ｋｉとを同一であるように選ぶことができる。」
　という条件を考慮したとしても，該条件は，
“「第１のノード（Ｂ）」が，「第１の鍵（Ｋｉ）」と，暗号化する「第２の鍵ｋｉ」とを同じものにした”，
　というだけのものであり，上記のように設定したことを，「第２のノード（Ａ）」に伝えることに関しては，本願明細書中に記載も示唆もされていないので，該「第２のノード（Ａ）」は，たとえ，“鍵の全数探索”において用いた“鍵候補”と，復号して得られた，“復号結果である，０，１のビット列”が同じものになったとしても，復号された結果が，正しい復号結果であり，使用した“鍵候補”が，“正しい復号鍵”であると判断するための情報を有していないから，これらを，“正しい復号結果”，及び，“正しい復号鍵”であると決定することができず，結果として，本願明細書の発明の詳細な説明に記載された事項のみでは，「第２のノード（Ａ）」が，「全数探索」によって，正しい復号結果，即ち，「第１の鍵（Ｋｉ）」，或いは，「第１の鍵（Ｋｍ）」と，そのときに用いた“正しい復号鍵”である「第２の鍵ｋｉ」を得ることはできない。
　
　以上，検討したとおりであるから，原審拒絶理由において，
「全数探索によって可能な組み合わせとなる鍵の候補による「選択したパケット（Ｐｍ）の暗号化を解除」した結果が暗号化の解除に使用した鍵の候補と同じ値となった場合に，該鍵の候補を第１の鍵（Ｋｍ）とする処理が一応可能であるとしても，そもそも本願明細書の発明の詳細な説明には，全数探索に用いた鍵の候補の中から第１の鍵（Ｋｍ）を判定する処理が何ら記載されて以上，当業者にとって自明なものとはいえない。
　よって，この出願の発明の詳細な説明は，当業者が請求項１に係る発明を実施することができる程度に明確かつ十分に記載されたものでない。」
　と指摘したことは妥当であり，
　本願明細書の発明の詳細な説明は，経済産業省令で定めるところにより，その発明の属する技術分野における通常の知識を有する者がその実施をすることができる程度に明確かつ十分に記述したものでない。
　
第５．むすび
　したがって，本願は，特許法第３６条第４項第１号に規定する要件を満たしていないので，特許を受けることができない。
　
　よって，結論のとおり審決する。