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　平成１１年特許願第２１４５４１号「２パーティ認証およびキー合意のための方法」拒絶査定不服審判事件〔平成１２年　４月１１日出願公開、特開２０００−１０６５５３〕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】
１．手続の経緯
　本願は平成１１年７月２９日（パリ条約による優先権主張１９９８年７月３１日、米国）の出願であって、平成１６年３月５日付けで拒絶査定がなされたのに対し、同年６月８日付けで査定不服審判請求がなされ、当審により平成１９年２月５日付けで拒絶の理由が通知されたのに対し、同年８月７日付けで手続補正を行ったものである。
　
２．本願発明について
　本願特許請求の範囲の請求項１０に係る発明（以下、「本願発明」という。）は、上述した平成１９年８月７日付けでなされた手続補正により補正された特許請求の範囲の請求項１０に記載された以下のとおりのものと認める。
　
「無線システム網と移動機との間の相互認証システムにおいて、移動機を無線システムの網で認証するための方法であって、
　（ａ）乱数を第一のチャレンジとして該網から該移動機へ出力するステップ；
　（ｂ）前記移動機から、第二のチャレンジおよび第一のチャレンジ応答を前記網で受信するステップであって、前記第二のチャレンジがカウンタ値であり、前記第一のチャレンジ応答が第一のキーを用いて前記第一のチャレンジと前記カウンタ値に第１のキー付き暗号化関数（KCF）を遂行して生成されているステップ；そして
　（ｃ）前記移動機を、前記第二のチャレンジ、前記第一のチャレンジ、および前記第一のチャレンジ応答に基づいて検証し、そして該無線システム網が該移動機を認証したときに、該移動機へ第二のチャレンジ応答を送信し、該移動機が該第二のチャレンジ応答に基いて該無線システム網を検証できるようにしており、該第二のチャレンジ応答は該第一のキーを用いて該第二のチャレンジに前記ＫＣＦを遂行して生成されたものであるステップ
を含むことを特徴とする方法。」
　
　なお、請求項１０には「前記移動機を、…（中略）…該第二のチャレンジ応答は該第一のキーを用いて該第二のチャレンジに前記ＫＣＦを遂行して生成されたものであるステップ」に「（ｄ）」の番号を付して記載されているが、それ以前のステップとして、最初のステップには「（ａ）」が、次のステップには「（ｂ）」が、それぞれ順番に付されており、前記「（ｄ）」の番号は「（ｂ）」のステップの次に来るステップに付されていることから、前記「（ｄ）」は「（ｃ）」の誤記と認め、本願発明を上記のように認定した。
　
３．引用例
　当審により平成１９年２月５日付けで通知された拒絶の理由で引用された、本願優先権主張の日前である平成７年７月４日に頒布された刊行物である特開平７−１７０２５７号公報（以下、「引用文献１」という。）には、図面と共に以下の事項が記載されている。
　
（１）「【０００８】米国特許第４５４９０７５号明細書は、その中で要約されている従来技術の確認方法のいくつかの問題点を克服すると称する、共用機密形の確認プロトコルを開示している。この従来技術の方法では、ユーザＢがユーザＡを確認する。ＡとＢの両方が情報項目Ｉ、秘密Ｓおよび関数ｆ（　）を共有する。確認を開始するに当たって、ＡはＩをＢに送る。Ｂは乱数Ｎｂで応答する。ＡおよびＢは共にｆ（Ｉ，Ｎｂ，Ｓ）を計算する。Ａはその計算の答をＢに送り、Ｂはこの答を自分の計算結果と比較する。Ａも同様にしてＢを確認することができると称する。上記特許は、この従来技術のプロトコルが一般ネットワーク環境では容易に解読される可能性があることを指摘していない。むしろ、ＡとＢが情報項目Ｉを共有せず、それぞれ個別の情報項目ＩａおよびＩｂを有する場合に従来技術の方法で出てくる問題を解決しようとしている。上記特許は、要約された従来の方法をこの新たなシナリオに適用し、その結果得られるプロトコルは容易に解読できると結論している。　
【０００９】したがって、上記発明により、ユーザがそれぞれ異なる情報単位ＩａおよびＩｂを有するときに互いに確認することが可能になる。さらに、ＡとＢは関数ｆ（　）および秘密Ｓを共有する。Ａは情報項目Ｉａを有し、Ｂは情報項目Ｉｂを有する。ＡはＩａおよび乱数ＮａをＢに送る。Ｂは項目Ｉｂおよび別の乱数ＮｂをＡに返す。ＡはＲ１＝ｆ（Ｎａ，Ｓ，ｐ（Ｉａ，Ｉｂ））およびＫ１＝ｆ（Ｎｂ，Ｓ，ｐ（Ｉａ，Ｉｂ））を計算し、Ｋ１をＢに送る。ｐ（　）はＡおよびＢの両方にとって既知の対称関数である。対称とはｐ（Ｉａ，Ｉｂ）＝ｐ（Ｉｂ，Ｉａ）であることを意味する。ＢはＫ２＝ｆ（Ｎａ，Ｓ，ｐ（Ｉｂ，Ｉａ））およびＲ２＝ｆ（Ｎｂ，Ｓ，ｐ（Ｉｂ，Ｉａ））を計算し、Ｋ２をＡに送る。ＡはＫ２を自分の結果Ｒ１と比較してＢを確認し、ＢはＫ１を自分の結果Ｒ２と比較してＡを確認する。このプロトコルは、秘密Ｓの故にＡとＢが同じグループの一部であり、かつ項目ＩａおよびＩｂが対称関数ｐ（　）を使って互いに確認されるので、ＡおよびＢが本人であることを保証すると称する。上記特許のアルゴリズムは最低４つのメッセージ・フローを必要とすることがわかる。この方法が以下に簡潔に述べる方法によって解読されるのを防止するのが、第４のメッセージ・フローである。」
　
（２）「【００１６】
【課題を解決するための手段】本発明の一実施例は、ネットワーク内の通信接続上のユーザを確認するための方法および手段に関するものである。第１のユーザＡが、呼かけＮ１を第２のユーザＢに送る。ユーザＢは呼かけに対する応答をユーザＡに返し、ユーザＡはその応答が正しいことを検証する。
応答は最小形式
　ｆ（Ｓ１，Ｎ１，Ｄ１，．．．）
である。ここで、Ｓ１はユーザ間で共有する秘密、Ｄ１は、ｆ（　）を含むメッセージの流れ方向の標識、ｆ（　）は、Ｓ１を知らなければ、
　ｆ’(Ｓ１，Ｎ１’，Ｄ１’，．．．）＝ｆ（Ｓ１，Ｎ１，Ｄ１，．．．）
をＮ１’について解くことができないように選ばれた関数である。ｆ’(　）、Ｎ１’およびＤ１’は参照接続に関する表現を示す。上記発明に基づいて設計されたプロトコルは、いわゆる傍受攻撃に対して安全である。傍受攻撃とは、侵入者が待ち伏せしてユーザＡからの呼かけを含むメッセージを傍受するものである。侵入者は次に、傍受した呼かけの所期の受信者以外の別のユーザとの参照接続を開始し、参照接続上で情報を拾い集め、傍受した呼かけに対する正しい応答を生成しようとする。
【００１７】本発明のもう１つの実施例は、ユーザを互いに確認する方法および手段である。第１の呼かけＮ１が第１のユーザＡから第２のユーザＢに送信される。第１の呼かけに応答して、Ｂは第１の呼かけに対する第１の応答および第２の呼かけＮ２を生成してＡに送信する。Ａは、第１の応答が正しいことを検証する。Ａは次に第２の呼かけに対する第２の応答を生成してＢに送信する。Ｂは第２の応答を検証する。第１の応答は最小形式
　ｆ（Ｓ１，Ｎ１，．．．）
でなければならず、第２の応答は最小形式
　ｇ（Ｓ２，Ｎ２，．．．）
でなければならない。Ｓ１およびＳ２はＡとＢが共有する秘密である。さらに、ｆ（　）およびｇ（　）は、Ｓ１およびＳ２を知らなければ、式
　ｆ’（Ｓ１，Ｎ１’，．．．）＝ｇ（Ｓ２，Ｎ２，．．．）
をＮ１’について解くことができないように選ばれた関数である。ｆ’(　）およびＮ１’は、侵入者が攻撃目標の接続上でプロトコルを解読しようとして情報を得るために使用する別の参照接続に関する表現を示す。」
　
（３）「【００２０】本発明の２つの実施例を組み合わせて１つのプロトコルにすることができる。この場合は、関数ｆ（　）は、ｆ（Ｓ１，Ｎ１，Ｄ１，．．．）におけるように、ｆ（　）を含むメッセージの流れの方向Ｄ１に関するある標識を含む。組み合わせた実施例の上記条件を全て満たすプロトコルは、表に現れない秘密、すなわち許可されたユーザが共有する秘密と同じように、先制攻撃に対しても傍受攻撃に対しても安全である。必要なら、Ｓ１をＳ２に等しくできることに留意されたい。さらに、秘密は事実上どのような種類のものでもよい。例えば、秘密は、データの暗号化を実行するために使用される特定のキーでよい。また、許可されたユーザ間で使用される特定の関数ｆ（　）およびｇ（　）でもよい。あるいは、データ等を暗号化または解読するために使用される特定のアルゴリズムでもよい。」
　
（４）「【００２３】図２は、侵入者Ｘによる攻撃に対して安全であると思われる一群のプロトコルの一般的形式を示す。接続を開始するユーザＡが、通信を確立したい相手であるユーザＢに、呼かけＮ１を含むメッセージ１を送る。Ｎ１および全ての呼かけは乱数であることが好ましい。いずれにせよ、過去の事象に基づいて侵入者が使用できないように、呼かけは新たに生成すべきである。Ｂはｆ（Ｓ，Ｎ１，Ｎ２，Ｘ２）、Ｎ２の形のメッセージ２をＡに返す。ただし、ｆ（　）は、呼かけＮ１に対する応答である関数であり、Ｓは、応答を生成するために必要な、正当なユーザＡおよびＢが共有する秘密を示し、Ｎ２はＢからＡへの呼かけである。ｆ（　）内の変数ＳおよびＮ１は、関数ｆ（　）内にある形式で存在しなければならないことを示すため、図２では肉太文字で示してある。残りの変数Ｎ２およびＸ２は存在してもしなくてもよい。Ｘ２は、ここでｆ（　）に含まれる可能性がある任意の所望の定数または式を示すために使用する一般変数である。たとえば、Ｘ２はアクセス情報、名前、タイム・スタンプ等を含むことができる。Ｘ２に含まれるものは秘密Ｓの一部ではないと仮定する。言い換えると、侵入者ＸはＸ２を知っていると仮定する。ユーザＡは次に、呼かけＮ２に対する応答ｇ（Ｓ，Ｎ２，Ｎ１およびＸ３）を含むメッセージ３を返す。変数ＳおよびＮ２も、関数ｇ（　）内にある形式で存在しなければならないことを示すため、同様に肉太文字で示してある。Ｘ３は、ｇ（　）に含まれる可能性がある任意の所望の定数または式を示す点でＸ２と類似している。ＸはＸ３を知っていると仮定する。さらに、侵入者Ｘが接続を開始しようとする攻撃に対してプロトコルが安全であるためには、ｆ（　）は、侵入者が参照接続上で第１の呼かけＮ１’を、ｆ’(　）＝ｇ（　）になるように選ぶことができないという第１の条件を満たさねばならない。ここで、ｆ’(　）は参照接続上のｆ（　）を示す。この条件が満たされる場合は、その結果得られるプロトコルは、表に現れない秘密Ｓと同じように攻撃に対して安全である。」
　
　上記（１）には、従来技術として、ユーザＡ，Ｂがそれぞれ異なる情報単位ＩａおよびＩｂを有するときに、共有する関数ｆ（　）および秘密Ｓを用いた計算結果を交換することで互いに確認する方法が記載されている。
　上記（２）には、ネットワーク内の通信接続上のユーザを互いに確認する方法および手段として、第１のユーザＡが第２のユーザＢを確認するための方法として、第１の呼かけＮ１が第１のユーザＡから第２のユーザＢに送信され、前記第１の呼かけＮ１に応答して、前記第２のユーザＢは前記第１の呼かけに対する第１の応答および第２の呼かけＮ２を生成して前記ユーザＡに送信し、前記ユーザＡは、前記第１の応答が正しいことを検証することを含み、次に前記第２の呼かけＮ２に対する第２の応答を生成して前記ユーザＢに送信し、前記ユーザＢは第２の応答を検証する方法が記載されている。
　上記（３）には、秘密は事実上どのような種類のものでもよく、データの暗号化を実行するために使用される特定のキーでもよいことが記載されている。
　上記（４）には、接続を開始するユーザＡが、通信を確立したい相手であるユーザＢに、呼かけＮ１を含むメッセージを送り、ユーザＢは、呼かけＮ１に対する応答であるｆ（　）関数と、応答を生成するために必要な、正当なユーザＡおよびＢが共有する秘密Ｓを用いて生成したｆ（Ｓ，Ｎ１，Ｎ２，Ｘ２）と、ＢからＡへの呼かけであるＮ２とにより、ｆ（Ｓ，Ｎ１，Ｎ２，Ｘ２）、Ｎ２の形のメッセージを前記ユーザＡに返し、前記ユーザＡは次に、呼かけＮ２に対する応答ｇ（Ｓ，Ｎ２，Ｎ１およびＸ３）を含むメッセージを前記ユーザＢに返す方法が記載されており、また、前記呼かけＮ１，Ｎ２は乱数であることが好ましいことが示唆されている。
　してみると、引用文献１には、以下の発明（以下、「引用文献１記載の発明」という。）が記載されている。
　
　ネットワーク内の通信接続上の第１のユーザＡと第２のユーザＢとを互いに確認するための方法および手段として、前記第１のユーザＡが前記第２のユーザＢを確認するための方法であって、
　乱数Ｎ１を第１の呼かけとして接続を開始する該第１のユーザＡから通信を確立したい相手である該第２のユーザＢへ出力するステップ；
　前記第２のユーザＢから、前記第１のユーザＡへの第２の呼かけＮ２および前記第１の呼かけＮ１に対する第１の応答ｆ（Ｓ，Ｎ１，Ｎ２，Ｘ２）を前記第１のユーザＡで受信するステップであって、前記第１のユーザＡへの第２の呼かけＮ２が乱数であり、前記第１の呼かけＮ１に対する第１の応答ｆ（Ｓ，Ｎ１，Ｎ２，Ｘ２）が正当な第１のユーザＡおよび第２のユーザＢが共有するデータの暗号化を実行するために使用される特定のキーである秘密Ｓを用いて前記第１の呼かけＮ１と前記第１のユーザＡへの第２の呼びかけＮ２の乱数にｆ（　）関数を遂行して生成されているステップ；そして
　前記第２のユーザＢを、前記第１の呼かけＮ１に対する第１の応答ｆ（Ｓ，Ｎ１，Ｎ２，Ｘ２）が正しいかで検証し、そして該第１のユーザＡが前記第１の呼かけＮ１に対する第１の応答ｆ（Ｓ，Ｎ１，Ｎ２，Ｘ２）が正しいことを検証すると、前記第２のユーザＢへ前記第２の呼かけＮ２に対する第２の応答ｇ（Ｓ，Ｎ２，Ｎ１およびＸ３）を送信し、前記第２のユーザＢが前記第２の呼かけＮ２に対する第２の応答ｇ（Ｓ，Ｎ２，Ｎ１およびＸ３）を検証できるようにしており、該第２の呼かけＮ２に対する第２の応答ｇ（Ｓ，Ｎ２，Ｎ１およびＸ３）は正当な第１のユーザＡおよび第２のユーザＢが共有する前記データの暗号化を実行するために使用される特定のキーである秘密Ｓを用いて前記第２の呼かけＮ２にｇ（　）関数を遂行して生成されたものであるステップを含むことを特徴とする方法。
　
　また、当審により平成１９年２月５日付けて通知された拒絶の理由で引用された、本願優先権主張の日前である平成６年９月２日に頒布された刊行物である特開平６−２４４７９３号公報（以下、「引用文献２」という。）には、図面と共に以下の事項が記載されている。
　
（５）「【００２３】同図において、当該通信網は、複数の交換局（以下、ＭＬＳと記す）５と、複数の携帯電話機３を有する。そして、全ての交換局５は、単一のホームメモリ（以下、ＨＭと記す）６に接続する。
【００２４】任意の携帯電話機３は、近傍のＭＬＳ５を介して他の電話機と通信することが可能である。上記したＨＭ６には、当該通信網での通信を許可されている携帯電話機３のそれぞれを特定する移動端末識別情報を格納するものである。この具体的な説明は
後述する。
【００２５】図３は、本実施例における移動電話端末、すなわち携帯電話機３の内部構成ブロック図である。本実施例の携帯電話機３は、送受信部３ａ、格納部３ｂ、第１カウンタ３ｃ、制御部３ｄを備える。上記した送受信部３ａは、ＭＬＳ５との間で、無線により
情報の授受を行うものである。」
（６）「【００４１】ＭＬＳ５では、局側制御部５ｂは、乱数発生回路５ｅにより任意の乱数Ｒを発生させ（６０６）、このＲをＰＩＤ認証キー及びＳＩＤ認証キーに基づいて所定の演算処理を施して認証数Ｘを算出する（６０７）と共に、乱数Ｒを局側送受信部５ａを介して当該携帯電話機３へ送信する（６０８）。
【００４２】携帯電話機３では、制御部３ｄは、格納部３ｂからＰＩＤ認証キー及びＳＩＤ認証キーを読み出し、これらの認証キーに基づいて乱数Ｒに所定の演算処理を施し、認証数Ｙを算出する（６０９）。そして、この認証数Ｙと共に第１カウンタ３ｃの値を送受信部３ａを介してＭＬＳ５へ送信する（６１０）。
【００４３】ＭＬＳ５において、照合部５ｃは、認証数Ｘと認証数Ｙとを照合すると共に、第１カウンタ３ｃの値と第２カウンタ６ｂの値とを照合し、Ｘ＝Ｙ且つカウンタ値が一致するか否かを判別する（６１１）。
【００４４】ここで、Ｘ≠Ｙまたはカウンタ値が不一致の場合は、携帯電話機３からの呼を切断すると共に、ＨＭ６に対して第２カウンタ６ｂの書換を指示する（６１２）。ＨＭ６では第２カウンタ６ｂの値を”０”に設定する（６１３）。
【００４５】一方、Ｘ＝Ｙ且つカウンタ値が一致した場合は、局側制御部５ｂは携帯電話機３及びＨＭ６に対してそれぞれのカウンタのインクリメントを指示し（６１４）、当該携帯電話機３の発呼要求を許可し、被呼側のＭＬＳ５へ当該発呼要求を送信する（６１６）。」
　
　上記（５）には、移動電話端末である携帯電話機が交換局（ＭＬＳ）を介して他の電話機と通信することが記載されている。
　上記（６）には、携帯電話機からＭＬＳへの発呼要求を許可する方法として、前記ＭＬＳは乱数Ｒを発生させ、該乱数Ｒを前記携帯電話機へ送信すると共に認証キーに基づいて所定の演算を施して認証数Ｘを算出しておき、前記携帯電話機では、受信した乱数Ｒに自身が格納している認証キーに基づいて所定の演算処理を施し、認証数Ｙを算出し、該認証数と共に第１カウンタの値を前記ＭＬＳへ送信し、前記ＭＬＳにおいて、前記乱数Ｒに基づく前記認証数Ｘと、受信した前記認証数Ｙ、および受信した第１カウンタの値と第２カウンタの値とを照合し、Ｘ＝Ｙ且つカウンタ値が一致するか否かを判別する方法が記載されている。
　してみると、引用文献２には、以下の技術が記載されている。
　
　任意の移動体電話端末が、近傍の交換局を介して他の電話端末と通信することができる通信網からなり、移動電話端末を交換局で認証するための方法であって、乱数Ｒを該交換局から該移動通信端末へ出力し、前記移動通信端末から、第１カウンタの値および認証キーを用いて前記乱数Ｒを演算処理した認証値Ｙを受信し、前記移動電話端末を、前記第１カウンタの値、前記乱数Ｒ、および前記認証値Ｙに基づいて検証すること。
　
４．対比
　本願発明と引用文献１記載の発明とを対比すると、引用文献１記載の発明における「乱数Ｎ１」、「第１の呼かけ」、「第１の呼かけＮ１に対する第１の応答」、「第２の呼かけＮ２」、「データの暗号化を実行するために使用される特定のキーである秘密Ｓ」、「第２の呼かけＮ２に対する第２の応答」は、本願発明の「乱数」、「第一のチャレンジ」、「第一のチャレンジ応答」、「第二のチャレンジ」、「第一のキー」、「第二のチャレンジ応答」にそれぞれ相当する。
　さらに、引用文献１記載の発明では「第１のユーザＡと第２のユーザＢとを互いに確認するための方法および手段」を有しており、第１のユーザＡと第２のユーザＢとが相互に相手を確認するシステムであるから、引用文献１記載の発明における「互いに確認するための方法および手段」は、本願発明の「相互認証システム」に相当する。
　また、相互認証が、引用文献１記載の発明が「ネットワーク内の通信接続上の第１のユーザＡと第２のユーザＢ」で行われているのに対し、本願発明では「無線システム網と移動機との間」で行われていることから、両発明は、一方のエンティティと他方のエンティティとの間である点で一致している。
　さらに、引用文献１記載の発明では「第１のユーザＡへの第２の呼かけＮ２が乱数」であるのに対し、本願発明では「第二のチャレンジがカウンタ値」であることから、両発明は、数値を第２の呼かけ乃至第二のチャレンジとして用いている点で一致する。
　さらに、引用文献１記載の発明では、「第２のユーザＢを、前記第１の呼びかけＮ１に対する第１の応答ｆ（Ｓ，Ｎ１，Ｎ２，Ｘ２）が正しいかで検証」しているが、前記第１の応答ｆ（Ｓ，Ｎ１，Ｎ２，Ｘ２）は、第１の呼びかけであるＮ１および第２の呼かけであるＮ２に基づいてそれぞれ生成されていることから、引用文献１記載の発明での「第１の呼かけＮ１に対する第１の応答ｆ（Ｓ，Ｎ１，Ｎ２，Ｘ２）が正しいかで検証」することは、本願発明の「前記第二のチャレンジ、前記第一のチャレンジ、および前記第一のチャレンジ応答に基づいて検証」することに相当する。
　さらに、引用文献１記載の発明では、「第１の呼かけＮ１に対する第１の応答」はｆ（　）関数を遂行して生成される一方、「第２の呼かけＮ２に対する第２の応答」はｇ（　）関数を遂行して生成されているのに対し、本願発明では「第一のチャレンジ応答」と「第二のチャレンジ応答」は、いずれも第１のキー付き暗号化関数（ＫＣＦ）を遂行して生成されており、両発明は、特定の関数を遂行して生成する点において一致している。
　さらに、引用文献１記載の発明は「確認するための方法」であるのに対し、本願発明は「認証するための方法」であるが、引用文献１記載の発明における確認は、第１のユーザＡが第２のユーザＢを呼かけに対する第１の応答を検証することで確認する認証処理を施している点を勘案すれば、引用文献１記載の発明における「確認するための方法」は、本願発明の「認証するための方法」に相当する。
　してみると、引用文献１記載の発明と本願発明とは、
　
　一方のエンティティと他方のエンティティとの間の相互認証システムにおいて、他方のエンティティを一方のエンティティで認証するための方法であって、
　（ａ）乱数を第一のチャレンジとして該一方のエンティティから該他方のエンティティへ出力するステップ；
　（ｂ）前記他方のエンティティから、第二のチャレンジおよび第一のチャレンジ応答を前記一方のエンティティで受信するステップであって、前記第二のチャレンジが数値であり、前記第一のチャレンジ応答が第一のキーを用いて前記第一のチャレンジと前記数値に特定の関数を遂行して生成されているステップ；そして
　（ｃ）前記他方のエンティティを、前記第二のチャレンジ、前記第一のチャレンジ、および前記第一のチャレンジ応答に基づいて検証し、そして該一方のエンティティが該他方のエンティティを認証したときに、該他方のエンティティへ第二のチャレンジ応答を送信し、該他方のエンティティが該第二のチャレンジ応答に基いて該一方のエンティティを検証できるようにしており、該第二のチャレンジ応答は該第一のキーを用いて該第二のチャレンジに特定の関数を遂行して生成されたものであるステップ
を含むことを特徴とする方法。
　
である点で一致し、以下の点で相違する。
　
（相違点１）
　一方のエンティティと他方のエンティティについて、本願発明では無線システム網と移動機であるのに対し、引用文献１記載の発明ではネットワーク内の通信接続上の第１のユーザＡと第２のユーザＢであることは記載されているものの、第１のユーザＡと第２のユーザＢがネットワークに対してどのような通信接続を行うものであるかは記載されていない点。
　
（相違点２）
　第２の呼かけ乃至第二のチャレンジとして用いている数値について、本願発明ではカウンタ値であるのに対し、引用文献１記載の発明では乱数である点。
　
（相違点３）
　特定の関数について、本願発明では第１のキー付き暗号化関数（ＫＣＦ）が第一のチャネンジ応答と第二のチャレンジ応答とを生成しているのに対し、引用文献１記載の発明では、第１の呼かけＮ１に対する第１の応答はｆ（　）関数にて、第２の呼かけＮ２に対する第２の応答はｇ（　）関数にて、それぞれ生成しており、一つのキー付き暗号化関数にてそれぞれの応答を生成することは記載されていない点。
　
５．判断
　そこで、上記相違点について検討する。
　
（相違点１）について
　引用文献１記載の発明では、ネットワーク内の通信接続上の第１のユーザＡと第２のユーザＢとを互いに確認するための方法および手段について示しているが、ネットワークに通信接続されたものによる確認方法として、任意の移動体電話端末が、近傍の交換局を介して他の電話端末と通信することができる通信網からなり、移動電話端末を交換局で認証するための方法は、引用文献２に記載されており周知技術である。
　ここで、移動体電話端末は、他の電話端末との間で通信網を形成する交換局と無線によって接続されていることは、当業者にとって自明なシステムであることを勘案すれば、ネットワーク内の通信接続上のものとして、引用文献１記載の発明に前記周知技術を採用し、無線システム網と移動機とにより構成することは、当業者が容易になし得たことである。
　
（相違点２）について
　引用文献１記載の発明では、第１のユーザＡへの第２の呼かけＮ２を乱数とし、第１のユーザＡは、前記乱数Ｎ２と第１の呼かけＮ１に対する第１の応答ｆ（Ｓ，Ｎ１，Ｎ２，Ｘ２）とを共に、第２のユーザＢから受信することが示されている。
　ここで、移動電話端末を交換局で認証するための方法であって、乱数Ｒを該交換局から該移動通信端末へ出力し、前記移動通信端末から、第１カウンタの値および認証キーを用いて前記乱数Ｒを演算処理した認証値Ｙを受信し、前記移動電話端末を、前記第１カウンタの値、前記乱数Ｒ、および前記認証値Ｙに基づいて検証することは、引用文献２に記載されており周知技術である。
　そして、引用文献１記載の発明と前記周知技術は、いずれも乱数の呼びかけに応答して、前記乱数を演算処理した値と数値とを生成しており、引用文献１記載の発明における第１のユーザＡへの第２の呼かけＮ２として、前記周知技術を採用し、前記第２の呼かけＮ２をカウンタ値とすることは、当業者が容易になし得たことである。
　
（相違点３）について
　引用文献１記載の発明では、第１の呼かけＮ１に対する第１の応答はｆ（　）関数にて、第２の呼かけＮ２に対する第２の応答はｇ（　）関数にて、それぞれ生成しているが、チャレンジ応答の生成を同じ関数によって行うことは、上記３．（１）に記載されている事項から周知技術であるし、また、引用文献１記載の発明におけるｆ（　）関数やｇ（　）関数がキー付き暗号化関数、つまりキーとして機能することが可能な暗号化のための関数として機能できることは、上記３．（３）の「例えば、秘密は、データの暗号化を実行するために使用される特定のキーでよい。また、許可されたユーザ間で使用される特定の関数ｆ（　）およびｇ（　）でもよい。あるいは、データ等を暗号化または解読するために使用される特定のアルゴリズムでもよい。」との記載事項から当業者にとって自明であるから、引用文献１記載の発明における特定の関数であるｆ（　）やｇ（　）を、引用文献１に記載されている周知技術や記載事項を参酌して、一つのキー付き暗号化関数とすることは、当業者が容易になし得たことである。
　
　そして、本願発明の作用効果も、引用文献１に記載された発明及び周知技術から、当業者が予測できる範囲のものである。
　
６．むすび
　したがって、本願発明は、引用文献１に記載された発明及び周知技術に基づいて、当業者が容易に発明をすることができたものであるから、特許法第２９条第２項の規定により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。