(57)【要約】  本発明は、ユーザの識別情報に基づいて、非対称暗号鍵のペア（公開鍵及び秘密鍵）を生成する方法及びデバイスを開示する。暗号鍵管理センター（ＫＭＣ）は公開／秘密鍵計算基を生成し、公開鍵計算基を公開する。ユーザによって提供された識別情報に基づいて、秘密鍵が計算され、そのユーザへ提供される。任意のユーザが、他のユーザの識別情報及び公開された公開鍵計算基に基づいて、他のユーザの公開鍵を計算することができる。こうして、通信当事者の公開鍵を取得したとき、第三者であるＣＡの証明書は必要とされず、ユーザに関連づけられた膨大なパラメータを維持する必要はない。【選択図】  なし【特許請求の範囲】
【請求項１】
ユーザ識別情報に基づいて非対称暗号鍵のペアを生成する方法であって、
相互に対応する秘密鍵計算パラメータ及び公開鍵計算パラメータを生成するステップと、
第１のユーザによって提供された識別情報に基づいて、前記秘密鍵計算パラメータを使用して第１のユーザの秘密鍵を計算するステップと、
前記生成された秘密鍵を前記第１のユーザへ提供するステップと、
前記公開鍵計算パラメータを公開し、第２のユーザが、前記第１のユーザの識別情報を取得した場合、前記公開鍵計算パラメータを使用して前記第１のユーザの識別情報に基づき前記第１のユーザの公開鍵を計算できるようにするステップと、
を備える方法。
【請求項２】
前記公開鍵計算パラメータ及び前記秘密鍵計算パラメータを生成するとき、楕円曲線暗号手法又は離散対数暗号手法が使用され、
前記公開鍵計算パラメータ及び前記秘密鍵計算パラメータが行列の形態である、請求項１に記載の方法。
【請求項３】
前記公開鍵／秘密鍵を計算するとき、前記識別情報が変換され、前記公開／秘密鍵計算パラメータの行列における１つ以上の要素が方向づけられて結合され、前記公開／秘密鍵を取得する、請求項２に記載の方法。
【請求項４】
前記第１のユーザ及び前記第２のユーザが同じユーザ又は異なるユーザである、請求項１に記載の方法。
【請求項５】
前記公開鍵及び前記秘密鍵を計算するとき、前記公開鍵計算パラメータ及び前記秘密鍵計算パラメータのほかに、層構造を有する領域パラメータが使用される、請求項１に記載の方法。
【請求項６】
ユーザ識別情報に基づいて非対称暗号鍵のペアを生成するデバイスであって、
１つ以上のプロセッサ及びメモリを備え、
前記プロセッサが相互に対応する秘密鍵計算パラメータ及び公開鍵計算パラメータを生成し、前記秘密鍵計算パラメータをメモリの中に記憶し、第１のユーザによって提供された識別情報に基づいて前記第１のユーザの秘密鍵を計算し、前記計算された秘密鍵を前記第１のユーザへ提供し、前記公開鍵計算パラメータを公開し、それによって第２のユーザが、前記公開された公開鍵計算パラメータ及び前記第１のユーザの識別情報に基づいて、前記第１のユーザの公開鍵を計算できるようにした、デバイス。
【請求項７】
前記公開鍵計算パラメータ及び前記秘密鍵計算パラメータを生成するとき、楕円曲線暗号手法又は離散対数暗号手法が使用され、
前記公開鍵計算パラメータ及び前記秘密鍵計算パラメータが行列の形態である、請求項６に記載のデバイス。
【請求項８】
前記公開鍵／秘密鍵を計算するとき、前記識別情報が変換され、前記公開／秘密鍵計算パラメータの行列における１つ以上の要素が方向づけられて結合され、前記公開／秘密鍵を取得する、請求項７に記載のデバイス。
【請求項９】
前記第１のユーザ及び前記第２のユーザが同じユーザ又は異なるユーザである、請求項６に記載のデバイス。
【請求項１０】
前記公開鍵及び前記秘密鍵を計算するとき、前記公開鍵計算パラメータ及び前記秘密鍵計算パラメータのほかに、層構造を有する領域パラメータが使用される、請求項９に記載のデバイス。
【発明の詳細な説明】
【技術分野】
【０００１】
本発明はサイバー・セキュリティ技術に関し、具体的には、非対称暗号鍵方式における公開鍵／秘密鍵のペアを生成する方法及びデバイスに関する。
【発明の背景】
【０００２】
インターネットの発展と共に、コンピュータ及びサイバー・セキュリティに対する必要性は増加を続けており、対応する暗号化アルゴリズム及び技術も急速に発展している。現在の暗号化技術は２つのカテゴリー、即ち、対称暗号鍵技術及び非対称暗号鍵技術に分割することができる。非対称暗号鍵技術は広く使用されてきた。なぜなら、それはネットワークを介する解読鍵（即ち、秘密鍵）の転送を避けることができるからである。
【０００３】
現在、当業者にとって、最も良く知られた非対称暗号鍵技術はＰＫＩ（公開鍵基盤）である。ＰＫＩの動作は２つの部分、即ち、階層ＣＡメカニズム（認証局）及び巨大証明書データベースＬＤＡＰに依存する。ＰＫＩは第三者の認証に依存して、ＩＤと暗号鍵との結合問題を解決する。これは巨大階層ＣＡ認証メカニズムの構築を必要とする。ＰＫＩも、オンラインで動作する証明書データベースからのサポートを必要とする。これは大量のネットワーク情報の流れをイニシエートし、例えば、他の通信当事者からの証明書を取得するため、ＣＡを使用して階層的に認証する必要がある。こうして、幾つかのＰＫＩ会社を含む世界中の研究者は、新しい解決法を活発に探している。
【０００４】
他の有望な暗号化技術はＩＢＥ（識別情報に基づく暗号化）である。１９８４年に、Ｓｈａｍｉｒは識別情報に基づく署名理念を提案し、識別情報に基づく暗号化（ＩＢＥ）の存在を推測した。しかし、Ｓｈａｍｉｒは、そのような理念を実現する方法を発見できなかった。
【０００５】
２００１年に、Ｓｈａｍｉｒの理念に基づいて、Ｄｏｎ  Ｂｏｎｅｈ及び  Ｍａｔｔｈｅｗ  ＦｒａｎｋｌｉｎはＷｅｉｌペアリングを使用して、識別情報に基づく暗号化を実現することを提案した。ＰＫＩと比較して、ＩＢＥアルゴリズムは巨大階層ＣＡメカニズムを無用にするが、ＩＢＥは依然としてユーザに関連づけられたパラメータを保持する必要がある。パラメータは各々のユーザに関連しているから、パラメータの数は、ユーザの数に比例する。ユーザ関連情報を公開する必要がある限り、それはデータベース、例えば、ディレクトリ・データベース（ＬＤＡＰ）からのサポートを必要とし、したがって動的なオンライン・メンテナンスを低減することはできない。
【発明の概要】
【０００６】
本発明の１つの目的は、上記の問題を解決するため、ユーザ数に制限されないで、識別情報に基づき暗号鍵を生成する簡単な方法を発見することである。こうして、本発明は、暗号鍵生成及び管理方法、及び対応するデバイス及び方式を提供する。他の当事者の識別情報から公開鍵を生成することによって、第三者のＣＡ証明書は必要でなく、オンライン・メンテナンスは存在しない。
【０００７】
本発明によれば、識別情報に基づく暗号鍵生成及び管理方法は、限定された公開鍵／秘密鍵のペアを使用して公開鍵パラメータ及び秘密鍵パラメータを設定し、マッピング・アルゴリズム及び動作規則を作成する。それによって、各々の当事者は他の当事者の識別情報を介して他の当事者の公開鍵を直接計算し、識別情報に基づく暗号鍵を取得することができる。
【０００８】
本発明は、ユーザの識別情報に基づいて非対称暗号鍵のペアを生成する方法を開示する。この方法は、次のステップを含む。即ち、第１のユーザによって提供された識別情報に基づいて、相互に対応する秘密鍵パラメータ及び公開鍵パラメータを生成するステップ、秘密鍵パラメータを使用して第１のユーザの秘密鍵を計算するステップ、生成された秘密鍵を第１のユーザへ提供するステップ、公開鍵パラメータを公開するステップ、及び第２のユーザが、第１のユーザの識別情報を取得したとき、公開鍵パラメータを使用して、第１のユーザの識別情報に基づく第１のユーザの公開鍵を計算することができるようにするステップである。
【０００９】
更に、本発明は、ユーザの識別情報に基づいて非対称暗号鍵のペアを生成するデバイスを開示する。このデバイスは１つ以上のプロセッサ及びメモリを含み、プロセッサは相互に対応する秘密鍵パラメータ及び公開鍵パラメータを生成し、秘密鍵パラメータをメモリの中に記憶し、第１のユーザによって提供された識別情報に基づいて第１のユーザの秘密鍵を計算し、計算された秘密鍵を第１のユーザへ提供し、公開鍵パラメータを公開する。それによって、第２のユーザは、公開された公開鍵パラメータ及び第１のユーザの識別情報に基づいて第１のユーザの公開鍵を計算することができる。
【００１０】
第２のユーザは、公開された公開鍵パラメータ及び第１のユーザの識別情報に基づいて第１のユーザの公開鍵を計算することができる。
【００１１】
本発明は、楕円曲線暗号手法又は離散対数暗号手法を介して実現可能である。
【００１２】
本明細書で使用される識別情報は広範囲の用語である。それはユーザ名、ユーザのＩＤ番号、電話番号、Ｅメール・アドレス、個人口座、機器の一連番号、及びソフトウェア処理名を含んでもよい。
【００１３】
本発明の一実施形態において、秘密鍵パラメータは機密変数である。この機密変数は秘密鍵の生成に特定され、暗号鍵管理センター（ＫＭＣ）の中に記憶される。公開鍵パラメータは公開変数である。この公開変数は、最も容易にアクセス可能なメディアの上で直接公開される。公開されるべきパラメータは限定されているので、一般的に、それらのパラメータは個人のＩＤ認証カードの中に直接記録され、秘密鍵を有するユーザへ送られる。こうして、各々の当事者が他の当事者の識別情報を知っている限り、各々の当事者は公開鍵パラメータを使用して任意のユーザの公開鍵を計算することができる。
【００１４】
従来技術と比較すると、本発明は他の当事者の識別情報を他の当事者の公開鍵として取り扱い、したがって第三者の組織からの証明書は必要とされない。ＩＢＥアルゴリズムとは対照的に、本発明は膨大な数のユーザ関連パラメータの代わりに少数の共通パラメータを保存するだけでもよい。こうして、データベース、例えば、ディレクトリ・データベース（ＬＤＡＰ）からのサポートは必要でなく、オンライン・メンテナンスは存在しない。
【００１５】
次の表は、本発明と既存の技術とを比較し、既存の技術に勝る改善を示す。
2008527866.tif 000002
【実施形態】
【００１６】
次の実施形態において、公開／秘密鍵生成方法は、１つの例として楕円曲線暗号手法を使用して説明される。
【００１７】
楕円曲線暗号手法（ＥＣＣ）標準の定義に従って、楕円曲線（暗号手法）Ｅがｙ２＝ｘ３＋ａｘ＋ｂ（ｍ）であり、パラメータＴが（ａ，ｂ，Ｇ，ｎ，ｍ）であると仮定する。ここで、ｍはモデュラスであり、ｎは境界であり、Ｇは基点、即ち、Ｇ＝（Ｘ０，Ｙ０）である。秘密鍵ｓを任意の整数として選択するならば、対応して取得される公開鍵Ｐは、（ｘｓ，ｙｓ）としてマークされる楕円曲線Ｅの上の点ｓＧである。
【００１８】
（１）公開鍵計算基及び秘密鍵計算基：
公開／秘密鍵計算基は、識別情報に基づく暗号鍵アルゴリズムを達成する基礎である。秘密鍵計算基ＳＣＢはランダムな整数変数ｓｉｊから構成され、公開鍵計算基ＰＣＢはＥＣＣの原理のもとでＳＣＢから引き出される。即ち、ｓｉｊＧ＝（ｘｉｊ，ｙｉｊ）＝Ｐｉｊである。１対１の公開／秘密鍵のペアは、秘密鍵計算基と公開鍵計算基との間で形成される。計算基のサイズがｆ×ｈで定義されると仮定するならば、秘密鍵計算基（ＳＣＢ）及び公開鍵計算基（ＰＣＢ）は、次のように定義可能である。
2008527866.tif 000003
【００１９】
公開／秘密鍵計算基は、次の性質を有する。
【００２０】
性質１：  秘密鍵計算基ＳＣＢと公開鍵計算基ＰＣＢとの間には、１対１の対応関係が存在する。ＳＣＢのＳ１１が秘密鍵であると仮定すれば、ＰＣＢのＰ１１はＳ１１の公開鍵である。なぜなら、Ｐ１１＝（ｘ１１，ｙ１１）＝Ｓ１１Ｇ＝Ｓ１１（Ｘ０，Ｙ０）だからである。同様に、Ｓ２１が秘密鍵であると仮定すれば、Ｐ２１はＳ２１の公開鍵である。したがって、Ｓｉｊが秘密鍵であると仮定すれば、Ｐｉｊは公開鍵である（ｉ＝ｉ．．ｆ、ｊ＝１．．ｈ）。
【００２１】
性質２：  楕円曲線暗号手法において、Ｓ１１及びＳ２１が秘密鍵であれば、それらの対応する公開鍵はＰ１１及びＰ２１である。したがって、Ｓ１１＋Ｓ２１＝αが秘密鍵として使用されるとき、Ｐ１１＋Ｐ２１＝βはαの公開鍵である。その理由は、β＝Ｐ１１＋Ｐ２１＝（ｘ１１，ｙ１１）＋（ｘ２１，Ｙ２１）＝Ｓ１１Ｇ＋Ｓ２１Ｇ＝（Ｓ１１＋Ｓ２１）Ｇ＝αＧだからである。これは、ＥＣＣ（楕円曲線暗号手法）公開／秘密鍵の定義を満足させる。
【００２２】
性質１から、秘密鍵計算基及び公開鍵計算基の構築は、非常に簡単であることが分かる。性質２から、本発明は、１つのアルゴリズムを使用することによって、暗号鍵を大規模に取得する基礎を提供することが分かる。
【００２３】
そのような計算基の性質をユーザ識別情報と連結できるならば、識別情報に基づく暗号鍵方式を組み立てることは、困難ではないであろう。
【００２４】
他の実施形態において、それはＴ＝（ｇ，ｍ）として定義されたパラメータを有する離散対数暗号手法を使用する。ここで、ｇはｍよりも小さい整数基でりあり、ｍはモデュラスである。整数ｓが秘密鍵であると仮定すれば、公開鍵はｇｓ＝ｐ  ｍｏｄ  ｍである。ここで、ｐは整数である。楕円曲線暗号手法と同じように、離散対数暗号手法も、上記の楕円曲線暗号手法と類似した秘密鍵計算基ＳＣＢ及び公開鍵計算基ＰＣＢを導く。
【００２５】
（２）行のマッピング及び列の置換：
識別情報に基づく暗号鍵の配布を達成するため、公開／秘密鍵計算基とユーザ識別情報とを結合する方法を発見する必要がある。公開鍵を識別情報と結合する幾つかの方法が存在するが、最も単純な方法はランダム・マッピングである。
【００２６】
例証するため、次の例は暗号化（ランダム）の単純な方法を使用して、識別情報と公開鍵変数とを一緒に結合する。こうして、２つのアルゴリズム、即ち、行値アルゴリズム及び列値アルゴリズムを設定する必要がある。
【００２７】
行値アルゴリズム：
行値の暗号鍵をＲＯＷＫＥＹとする。これは定数形態の開放変数である。
【００２８】
最初に、ＨＡＳＨアルゴリズム（例えば、ＭＤ５）のもとで、未定の長さを有する名前識別情報（ＩＤＥＮＴＩＩＹ）を固定長の変数データ１へ置き換える。
ＨＡＳＨ（ＩＤＥＮＴＩＴＹ）＝データ１：
【００２９】
暗号化アルゴリズム（例えば、ＡＥＳ）のもとで、中間変数データ１をデータとして使用し、また行値暗号鍵ＲＯＷＫＥＹを使用して暗号化し、中間変数ＭＡＰ０を取得する。中間変数ＭＡＰ０をデータとして使用し、また暗号鍵ＲＯＷＫＥＹを使用して再び暗号化し、中間変数ＭＡＰ１を取得する。以下同様にして、ＭＡＰの必要な数を取得する。便宜のため、この例は計算基のサイズを（３２×３２）として設定する。使用される暗号鍵ＲＯＷＫＥＹはＩＤ証明書の中で提供される。
ＡＥＳＲＯＷＫＥＹ（データ１）＝ＭＡＰ０：
ＡＥＳＲＯＷＫＥＹ（ＭＡＰ０）＝ＭＡＰ１；
【００３０】
ＭＡＰ０の１６バイトは、モデュラスｍ（ここで、ｍ＝３２）を使用することによって、それぞれｍよりも小さい１６個の行値を取得する。これらの行値は、マップ［０］〜マップ［１５］とマークされる。ＭＡＰ１  ｍｏｄ  ｍの１６個のバイトは、それぞれｍよりも小さい１６個の行値を取得する。これらの行値はマップ［１６］〜マップ［３１］とマークされる。
ＭＡＰ０［ｌ］  ｍｏｄ  ｍ＝マップ［ｉ］（ｉ＝０，１，．．，１５）；
ＭＡＰ１［ｌ］  ｍｏｄ  ｍ＝マップ［ｉ］（ｉ＝１６，１７，−３１）；
【００３１】
これまでに、３２個のマップ値が取得される。これらは行を３２回選択するために使用される。例えば、マップ［１］＝５であれば、秘密鍵計算基又は公開鍵計算基の中の５番目の行が選択される。マップ［２］＝２１であれば、２１番目の行が選択される。以下同様である。
【００３２】
列値のアルゴリズム：
列変数の逐次の使用を避けるため、列変数のために置換アルゴリズム（ＰＭＴ）を設定する。列置換の結果は（０，１，２，３，．．．，３１）の完全置換の１つの種類である。アルゴリズムは次のとおりである。
【００３３】
最初に、ＰＭＴアルゴリズムで使用される暗号鍵ＰＭＴ＿ＫＥＹを計算する。
ＡＥＳＣＯＬＫＥＹ（ＩＤＥＮＴＩＴＹ）＝ＰＭＴ＿ＫＥＹ：  ＣＯＬＫＥＹはＩＤ証明書の中で与えられる。
【００３４】
次に、ＰＭＴ＿ＫＥＹを暗号鍵として使用し、またＰＭＴアルゴリズムで元の数列を暗号化し、列置換値ＰＥＲＭＵＴを取得する。
ＰＭＴＰＭＴ＿ＫＥＹ（元の数列）＝ＰＥＲＭＵＴ：  元の数列は０，１，．．．．．．．．．．．．．．．３１の自然数列である。ＰＥＲＭＵＴは新しい置換数列：σ（０，１，．．．，３１）＝ｔ０，ｔ１，ｔ２，．．．，ｔ３１である。
【００３５】
ｔ０，ｔ１，ｔ２，．．．，ｔ３１＝（３，６，１２，．．．，５）と仮定し、３，６，１２，．．．，５の新しい数列に従って列変数を選択する。
【００３６】
例えば、上記の行値の計算及び列値の計算の後で、３２個の行の行値は（７，１３，２９，．．．，１１）であり、列置換値は（３，６，１２，．．．，５）である。こうして、秘密鍵計算基で選択的に使用された変数は、ｓ［７，３］，ｓ［１３，６］，ｓ［２９，１２］，．．．，ｓ［１１，５］である。公開鍵計算基で選択的に使用された変数は、Ｐ［７，３］，Ｐ［１３，６］，Ｐ［２９，１２］，．．．，Ｐ［１１，５］である。公開鍵の計算及び秘密鍵の計算の間、マッピング値は同じであり、選択された位置はまったく同じであるから、これは公開鍵と秘密鍵との間のマッチングを確実にする。
【００３７】
（３）機能領域パラメータ
機能領域を定義することは、認証ネットワークにおける開放と隔離との間の衝突を解決することであり、論理的隔離を達成する重要な技術である。認証ネットワークがｎ個のレベルへ分割されるものと仮定する。便宜のため、認証ネットワークは３つのレベルへ分割される。即ち、機能領域パラメータは省の領域、市の領域、及び郡の領域へ分割される。
【００３８】
省の領域は、省の中だけで働くパラメータである。異なる省領域の間に相互接続要件が存在せず、各々の省領域が完全に独立していれば、独立計算基のみが必要とされ、省領域パラメータは必要とされない。
【００３９】
市の領域は、市の中だけで働くパラメータである。異なる市領域の間のパラメータは異なっている。
【００４０】
郡の領域は、郡の中だけで働くパラメータである。異なる郡領域の間のパラメータは異なっている。これは分割要件を満足させる。
【００４１】
省の公開鍵パラメータは、省領域の中での通信を確実にし、市の公開鍵パラメータは市領域の中の通信を確実にし、郡の公開鍵パラメータは、郡領域の中の通信を確実にする。これは通信要件を満足させる。
【００４２】
（４）暗号鍵のペアの計算
ユーザＡがインターネット上でアドレスabcde@yahoo.comを有し、計算基のサイズが（３２×３２）であると想定する。
【００４３】
行値が、次のとおりであると仮定する。
ＭＡＰ０［ｌ］  ｍｏｄ  ３２＝マップ［ｉ］（ｉ＝０，１，．．．，１５）
ＭＡＰ１［ｌ］  ｍｏｄ  ３２＝マップ［ｉ］（ｉ＝１６，１７，．．．，３１）
【００４４】
列値は次のとおりである。
ＰＭＴＰＭＴ＿ＫＥＹ（元の数列）＝ｔ０，ｔ１，ｔ２，．．．，ｔ３１；
【００４５】
次に、暗号鍵管理センター（ＫＭＣ）は、次の式を使用してユーザＡのために秘密鍵を生成する。
2008527866.tif 000004
【００４６】
各々の当事者は、次の式を使用してユーザＡの公開鍵を計算する。
2008527866.tif 000005
【００４７】
離散対数暗号手法を使用してＥＣＣの公開／秘密鍵の計算をシミュレートする場合は、次のとおりである。
【００４８】
暗号鍵管理センター（ＫＭＣ）は、次の式を使用してユーザＡのために秘密鍵を生成する。
2008527866.tif 000006
【００４９】
各々の当事者は、次の式を使用してユーザＡの公開鍵を計算する。
2008527866.tif 000007
【００５０】
こうして、Ｅメール・アドレスを識別情報として使用し、公開鍵と秘密鍵との対応関係が形成される。暗号鍵管理センターのみが、秘密鍵計算基を有する。したがって、秘密鍵の生成は、暗号鍵管理センターでのみ行うことができる。更に、公開鍵計算基は開放されているから、任意の当事者が、通信当事者のＥメール・アドレスを知っている限り、通信当事者の公開鍵を計算することができる。公開鍵の計算は自動的であるから、ユーザにとって、通信当事者のユーザ名（識別情報）は公開鍵として働く。
【００５１】
（５）公開鍵の記憶
各々のユーザは、ディジタル署名及び暗号鍵交換のために、それ自体の秘密鍵及び公開鍵計算基を保持するだけである。公開鍵計算基のサイズが（ｆ×ｈ）であると仮定すれば、記憶容量は（ｆ×ｈ）となり、公開鍵の数は（ｆ）ｈとなる。下記の表は、計算基のサイズ及び公開鍵の数を比較したものである。例えば、行列が（１６×６４）＝１ｋであるとき、記憶容量は１ｋであり、公開鍵の数は（１６）６４＝２２５６＝１０７７である。
2008527866.tif 000008
【００５２】
記憶しなければならない共通パラメータの数は限定されており、パラメータは開放変数であるから、様々な便宜的メディア又は位置に開放変数を記憶することができる。例えば、パラメータは個人のＩＤ証明書の中へ直接書き込み可能であり、各々の個人へ配布されるか、ウェブサイト上で公開されて共有される。
【００５３】
（６）ＩＤ証明書
ＩＤ証明書は、本来の証明書及び変数から構成される。
【００５４】
本発明の本来の証明書は、典型的な証明書と類似する。典型的な証明書は、ユーザの基本的特性、例えば、名前、職務、階級、有効期限、発行機関、署名、及び同様の不変部分を定める。本来の証明書は、分類の配布可能な義務的セキュリティ安全政策を満足させる。
【００５５】
変数は証明書の核である。変数は暗号鍵及びパラメータ変数を定め、ｎ個の異なる識別情報及びｎ個の領域を含む。変数は次の１６個の区分を含む。変数は、分類の要求自発的保証安全政策を満足させる。
2008527866.tif 000009
【００５６】
上記の項目は、変数の主な構成要素である。しかし、公開鍵計算基及び予備の暗号鍵を変数の中へ付加することができる。
2008527866.tif 000010
【００５７】
こうして、次のように３つの形態の証明書が存在する。
形態１：  ＩＤ証明書  ＝  本来の証明書  ＋  変数
形態２：  ＩＤ証明書  ＝  本来の証明書  ＋  変数  ＋  公開鍵計算基
形態３：  ＩＤ証明書  ＝  本来の証明書  ＋  変数  ＋  予備の暗号鍵
【００５８】
（７）実現方式の例
本発明に基づいて、信頼される認証システムを組み立てることができる。この認証システムには、ビジネス認証システム、電話及びＥメール認証システム、覚え書き認証システム、及びエージェント（プロセス）認証システムが含まれる。システムは、一般的に、３つのカテゴリー、即ち、背景プログラム、クライアント・プログラム、及び標準部分に分類される。
【００５９】
背景プログラムは、暗号鍵管理センターのプログラムである。暗号鍵管理センターは最高の管理組織である。対応するセキュリティ政策のもとで、それは主としてオフライン生成タスクを引き受ける。秘密鍵の生成は、秘密鍵計算基を必要とする。ユーザによって提供されたユーザ識別情報（電話、Ｅメール・アドレス、個人の預金口座）に従って、対応する秘密鍵が生成され、ユーザ・パスワードの保護のもとでメディアの中に記録され、ＩＤ証明書の形態でユーザへ配布される。メディアはＩＣカードであってもよい。
【００６０】
クライアント・プログラムの核は、ＩＣカードの中に記憶される。ＩＣカードは、署名及び認証機能を含むＩＣカード・オペレーティング・システム、公開鍵計算プログラム、及びＩＤ証明書を含む。こうして、ＩＣカードの中には、共通のパラメータとして使用される公開鍵計算基及び公開鍵計算プログラムの双方が同時に記録される。ＫＭＣはＩＣカードを生産及び発行する。ＩＣカードは、署名及び認証機能を有するＩＣカード・オペレーティング・システム、公開鍵計算プログラム、及び様々な内容を有するＩＤ証明書を含む。
【００６１】
暗号鍵の管理は、非常に複雑なシステム・エンジニアリングであるから、プログラムのシステム適応能力及び証明書の柔軟性が重要である。幾つかの認証ネットワーク、例えば、単層認証ネットワーク、多層認証ネットワーク、星状認証ネットワーク、格子状認証ネットワークが存在する。様々な認証ネットワークへ適応するため、ＩＤ証明書のフォーマットは同一でなければならないが、証明書の内容は異なっていてもよい。
【００６２】
エージェント（プロセス）検証技術は、主として秘密鍵を保護するソフトウェアによってのみ達成可能である。
【００６３】
本発明は、ソフトウェア、ハードウェア、又はソフトウェアとハードウェアとの組み合わせによって実現可能である。本発明の方法は、幾つかのプログラム・コマンドとして与えることができる。これらのプログラム・コマンドは、１つ以上のプロセッサによって実行されたときに本方法を実現し、本発明の目的を達成することができる。
【００６４】
上記の実施形態は、例として楕円曲線暗号手法及び離散対数暗号手法を使用し、幾つかの特定の暗号鍵生成手続きを組み合わせて、識別情報及び少数の共通パラメータから公開鍵を生成するが、当業者は、本発明の開示に基づいて、現在取得可能であるか将来開発される他の暗号手法メカニズムを使用して、識別情報及び少数の共通パラメータから公開鍵を生成できることを理解するであろう。こうして、本発明の範囲は、本明細書で開示された特定の暗号手法の形態及び生成メカニズムに限定されず、更に他の可能な暗号手法の形態及び生成メカニズムを含む。
【手続補正書】
【提出日】平成18年8月2日(2006.8.2)
【手続補正１】
【補正対象書類名】特許請求の範囲
【補正対象項目名】全文
【補正方法】変更
【補正の内容】
【特許請求の範囲】
【請求項１】
ユーザ識別情報に基づいて非対称暗号鍵のペアを生成する方法であって、
相互に対応する秘密鍵計算パラメータ及び公開鍵計算パラメータを生成するステップと、
第１のユーザによって提供された識別情報に基づいて、前記秘密鍵計算パラメータを使用して第１のユーザの秘密鍵を計算するステップと、
前記生成された秘密鍵を前記第１のユーザへ提供するステップと、
前記公開鍵計算パラメータを公開し、第２のユーザが、前記第１のユーザの識別情報を取得した場合、前記公開鍵計算パラメータを使用して前記第１のユーザの識別情報に基づき前記第１のユーザの公開鍵を計算できるようにするステップと、
を備え、
前記公開鍵及び前記秘密鍵を計算するとき、前記公開鍵計算パラメータ及び前記秘密鍵計算パラメータのほかに、層構造を有する領域パラメータを使用することとする方法。
【請求項２】
前記公開鍵計算パラメータ及び前記秘密鍵計算パラメータを生成するとき、楕円曲線暗号手法又は離散対数暗号手法が使用され、
前記公開鍵計算パラメータ及び前記秘密鍵計算パラメータが行列の形態である、請求項１に記載の方法。
【請求項３】
前記公開鍵／秘密鍵を計算するとき、前記識別情報が変換され、前記公開／秘密鍵計算パラメータの行列における１つ以上の要素が方向づけられて結合され、前記公開／秘密鍵を取得する、請求項２に記載の方法。
【請求項４】
前記第１のユーザ及び前記第２のユーザが同じユーザ又は異なるユーザである、請求項１に記載の方法。
【請求項５】
ユーザ識別情報に基づいて非対称暗号鍵のペアを生成するデバイスであって、
１つ以上のプロセッサ及びメモリを備え、
前記プロセッサが相互に対応する秘密鍵計算パラメータ及び公開鍵計算パラメータを生成し、前記秘密鍵計算パラメータをメモリの中に記憶し、第１のユーザによって提供された識別情報に基づいて前記第１のユーザの秘密鍵を計算し、前記計算された秘密鍵を前記第１のユーザへ提供し、前記公開鍵計算パラメータを公開し、それによって第２のユーザが、前記公開された公開鍵計算パラメータ及び前記第１のユーザの識別情報に基づいて、前記第１のユーザの公開鍵を計算できるようにした、デバイス。
【請求項６】
前記公開鍵計算パラメータ及び前記秘密鍵計算パラメータを生成するとき、楕円曲線暗号手法又は離散対数暗号手法が使用され、
前記公開鍵計算パラメータ及び前記秘密鍵計算パラメータが行列の形態である、請求項６に記載のデバイス。
【請求項７】
前記公開鍵／秘密鍵を計算するとき、前記識別情報が変換され、前記公開／秘密鍵計算パラメータの行列における１つ以上の要素が方向づけられて結合され、前記公開／秘密鍵を取得する、請求項７に記載のデバイス。
【請求項８】
前記第１のユーザ及び前記第２のユーザが同じユーザ又は異なるユーザである、請求項６に記載のデバイス。
【請求項９】
前記公開鍵及び前記秘密鍵を計算するとき、前記公開鍵計算パラメータ及び前記秘密鍵計算パラメータのほかに、層構造を有する領域パラメータが使用される、請求項９に記載のデバイス。
【国際調査報告】
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