【事件の表示】
　特願２０１１−１０４４７９「ＩＤベース暗号化および関連する暗号手法のシステムおよび方法」拒絶査定不服審判事件〔平成２３年　８月　４日出願公開、特開２０１１−１５１８６６〕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
　本件審判請求に係る出願は、平成１４年８月１３日を国際出願日とする特願２００３−５２１５２８号の一部を、平成２３年５月９日に新たな特許出願（パリ条約による優先権主張２００１年８月１３日，米国）としたものであって、その後の手続の経緯の概略は次のとおりである。
　
上申書、出願審査請求（提出日）　　平成２３年５月１３日 
上申書、手続補正（提出日）　　　　平成２３年１２月１４日
拒絶理由通知（起案日）　　　　　　平成２５年２月８日
意見、手続補正（提出日）　　　　　平成２５年５月２４日
拒絶理由通知（起案日）　　　　　　平成２５年６月１８日
意見（提出日）　　　　　　　　　　平成２５年９月２５日
拒絶査定（起案日）　　　　　　　　平成２５年１０月３１日
拒絶査定謄本送達　　　　　　　　　平成２５年１１月５日
審判請求、手続補正（提出日）　　　平成２６年３月５日
前置報告（作成日）　　　　　　　　平成２６年７月３１日
拒絶理由通知（起案日）　　　　　　平成２７年２月１６日
意見（提出日）　　　　　　　　　　平成２７年５月１５日
　
第２．本願発明
　本願の請求項１に係る発明は，平成２６年３月５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に記載された事項により特定される，以下のとおりのものである。
　
「送信者のコンピュータと受信者のコンピュータとの間で通信を行う方法であって，
　前記送信者のコンピュータ及び前記受信者のコンピュータはそれぞれ，プロセッサと，情報記憶手段とを有し，
　前記方法は，
　前記送信者のコンピュータのプロセッサに，受信者の識別情報を取得させる工程と，
　前記送信者のコンピュータのプロセッサに，受信者が解読鍵を取得するために必要な，ユーザの資格を有することを証明するユーザ信任状を指定させる工程と，
　前記送信者のコンピュータのプロセッサに，前記受信者の識別情報およびユーザ信任状から暗号鍵を導かせる工程と，
　前記送信者のコンピュータのプロセッサに，前記受信者の識別情報とユーザ信任状から導かれた暗号鍵および双線形写像を使用してメッセージを暗号化させる工程であって，前記メッセージを暗号化させる工程は，前記送信者のコンピュータが，代数群の要素Ｐを得て，秘密乱数ｒを選択し，かつｒＰの値を計算する工程を含む，該工程と，
　前記送信者のコンピュータのプロセッサに，暗号化されたメッセージ及び計算された値ｒＰを送信者のコンピュータから前記受信者のコンピュータに送信させる工程と，
　前記受信者のコンピュータに，前記暗号化されたメッセージ及び計算された前記値ｒＰを受信させる工程と，
　個人鍵作成器に，メッセージの受信者からの解読鍵の要求を受信させる工程と，
　前記個人鍵作成器に，前記受信者は前記ユーザ信任状を保有しているかどうか調べさせる工程と，
　前記受信者が前記ユーザ信任状を保有している場合に，前記個人鍵作成器に，解読鍵を受信者に与えさせる工程と，
　前記受信者のコンピュータに，それを受け取るためにユーザ信任状が必要とされた解読鍵および双線形写像を使用して暗号化されているメッセージを解読させる工程とを含み，
　前記解読鍵は，前記暗号鍵に前記代数群の持つ前記群作用を適用することによって，前記個人鍵作成器のプロセッサによって作成されることを特徴とする方法。」
　
第３．引用文献記載事項
１．引用文献１
　当審の拒絶理由通知において引用された，本願の優先日前に頒布又は電気通信回線を通じて公衆に利用可能となった文献である，境隆一　他，楕円曲線上のペアリングに基づく二，三の暗号方式，電子情報通信学会技術研究報告，２００１年７月１８日，Ｖｏｌ．１０１　Ｎｏ．２１４，ｐ７５−８０（以下，「引用文献１」という。）には，次の事項の記載がある。（当審注：下線は，参考のために当審で付与したものである。以下，同じ。）
　
ア．「２　ベイユペアリング
　楕円曲線上のペアリングはベイユペアリング，テイトペアリングが良く知られている［１］［２］．
　
ベイユペアリングは，楕円曲線上の点のなす群Ｅ（Ｆ
ｑ
）の部分群であるｎねじれ群Ｅ［ｎ］⊂Ｅ（Ｆ
ｑ
）から有限体上のＦ
ｑ
ｋ
の乗法群への写像である
楕円曲線上のｎねじれ点Ｐ，Ｑ，Ｒ∈Ｅ［ｎ］のペアリングをｅ
ｎ
（，）∈Ｆ
ｑ
ｋ
で記述するものとする
ベイユペアリングの性質は以下の通りである
　
　ｅｎ（Ｐ，Ｑ）　　＝ 1 for all Ｐ∈Ｅ［ｎ］　　　　非退化
　　　　　　　　　　　if and only if Ｑ＝０
　ｅｎ（Ｐ，Ｑ）　　＝ｅｎ（Ｑ，Ｐ）−１　　　　　　 反対称
　ｅｎ（Ｐ＋Ｑ，Ｒ）＝ｅｎ（Ｐ，Ｒ）ｅｎ（Ｑ，Ｒ）▼｝
双線形
　ｅｎ（Ｐ，Ｑ＋Ｒ）＝ｅｎ（Ｐ，Ｑ）ｅｎ（Ｐ，Ｒ）　　　　 
　
　双線形であることから，以下の等式が成り立つ．
　
　　　　ｅｎ（ｋＰ，Ｑ）　＝　ｅｎ（Ｐ，Ｑ）ｋ　
　　　　ｅｎ（Ｐ，ｋＱ）　＝　ｅｎ（Ｐ，Ｑ）ｋ　
　
双線形写像である
・・・（中略）・・・
３．２　楕円曲線上のペアリングを用いた方式
・・・（中略）・・・
１．
有限体上Ｆ
ｑ
上の楕円曲線Ｅ／Ｆ
ｑ
を生成する．ただし，この楕円曲線は楕円離散対数問題が十分困難であり，この曲線上のペアリングｅ
ｎ
（，）が計算可能であるものとする
・・・（中略）・・・
４．１　ベイユペアリングに基づくＩＤＮＩＫＳ
　信頼のおけるセンタと利用者は以下のようにして鍵共有に必要なデータを準備する．
準備
　
利用者ｉのＩＤ情報をＩＤ
ｉ
とする．センタはベイユペアリングのアルゴリズムｅ
ｎ
（，）とＩＤ情報ＩＤ
ｉ
を楕円曲線上のｎねじれ点Ｐ
ｉ
∈Ｅ［ｎ］に変換する一方向性関数ｆ（）を公開する
センタは秘密の乱数ｌを生成し，利用者ｉに対してＱ
ｉ
＝ｌＰ
ｉ
を計算し，これを利用者ｉに秘密裏に配送する
　
　センタの秘密情報　　　　：ｌ（疑似乱数）
　センタの公開アルゴリズム：ｆ（），ｅｎ（，）
　利用者ｉの秘密情報　　　：Ｑｉ　
　利用者ｉの公開情報　　　：ＩＤｉ，Ｐｉ　」（７６頁左欄下から９行〜７８頁左欄１９行）（当審注：「▼｝双線形▼」は、その行と下の行とに架かる「｝」及びその行と下の行の中央に位置する文字列「双線形」を表す。）
　
イ．「４．２　ペアリングを用いたＩＤ情報に基づくデジタル署名方式
　本節では，ペアリングを用いたＩＤ情報に基づく署名方式を紹介する．以下では，署名者をａとする．
　センタと利用者は次のようなデータを準備する．
　
　
センタの秘密情報　：ｌ
　
センタの公開情報　：Ｒ∈Ｅ［ｎ］（ランダムな元），Ｒ’＝ｌＲ
　　　　　　　　　　
ペアリングｅ
ｎ
（，），一方向性関数ｆ（）
　
利用者ａの秘密鍵　：Ｑ
ａ
＝ｌＰ
ａ
∈Ｅ［ｎ］
　
利用者ａの公開鍵　：ＩＤ
ａ
　
　
関数ｆ（）は，ＩＤ情報ＩＤ
ａ
から楕円曲線上のｎねじれ点Ｐ
ａ
∈Ｅ［ｎ］への一方向関するである
　
準備されるデータは，４．１のＩＤＮＩＫＳのシステム情報にＲ，Ｒ’＝ｌＲを付加したものとなっている
　
ウ．「
ペアリングを用いたＩＤ情報に基づく公開鍵暗号
　本節では，ペアリングを用いたＩＤ情報に基づく公開鍵暗号を紹介する［８］［１０］．
　
センタと受信者ａ
　
センタと利用者が準備するデータは前節の署名法と全く同じものである
　
暗号化
　
送信者ｂは，乱数ｒを生成した後，平文ｍを受信者ａの公開鍵，Ｅ／Ｆｑ，Ｐ
ａ
，Ｒ’＝ｌＲ∈Ｅ（Ｆ
ｑ
ｋ
）を用いて，以下のように暗号化し，暗号文Ｃ
１
，Ｃ
２
を得る
　
　
Ｃ１＝ｒＲ
　
Ｃ２＝ｍ・ｅ
ｎ
（Ｐ
ａ
，ｒＲ’）＝ｍ・ｅ
ｎ
（Ｐ
ａ
，Ｒ）
ｌｒ
　
　
復号
　
受信者ａは，暗号文Ｃ
１
，Ｃ
２
を，秘密鍵Ｑ
ａ
を用いて，以下のように復号し，平文ｍを得る
　
　　　　　　Ｃ２　　　　　　 　　ｍ・ｅｎ（Ｐａ，Ｒ）ｌｒ　　
　　　------------------　＝　----------------------------　＝ｍ
　　
　 ｅ
ｎ
（Ｑ
ａ
，Ｃ
１
）　　　　　　ｅ
ｎ
（Ｐ
ａ
，Ｒ）
ｌｒ
　　　　 
　
　本方式の特徴は，公開鍵をセンタの公開情報と受信者のＩＤ情報のみから生成可能であることであり，従来公開鍵暗号のように公開鍵を認証する必要がない．また，４．１のＩＤＮＩＫＳを用いた場合の応用上の違いは，送信者のＩＤ情報が不要であり，匿名で受信者に送信することが可能となることである．さらに，
前節の署名法同様にセンタの生成する秘密情報を全て利用者が個別に生成するようにすれば，センタ不要の方式を実現できるが，この場合ＲとＲ’の認証が必要となる
　
（１）上記ア．の「ベイユペアリングは，楕円曲線上の点のなす群Ｅ（Ｆｑ）の部分群であるｎねじれ群Ｅ［ｎ］⊂Ｅ（Ｆｑ）から有限体上のＦｑｋの乗法群への写像である」という記載から，引用文献１において，
“「Ｅ［ｎ］」は，楕円曲線上の点のなす群Ｅ（Ｆｑ）の部分群であるｎねじれ群”であることが読み取れ，
　上記ア．の「楕円曲線上のｎねじれ点Ｐ，Ｑ，Ｒ∈Ｅ［ｎ］のペアリングをｅｎ（，）∈Ｆｑｋで記述するものとする」という記載と，同じく，上記ア．の「ベイユペアリングのアルゴリズムｅｎ（，）」という記載から，引用文献１において，
“「ｅｎ（，）」は，楕円曲線上のｎねじれ点のペアリングのアルゴリズムである”ことが読み取れる。
　そして，上記ア．の「ベイユペアリングの性質は以下の通りである
・・・（中略）・・・
　双線形写像である」という記載と，同じく，上記ア．の「利用者ｉのＩＤ情報をＩＤｉとする．センタはベイユペアリングのアルゴリズムｅｎ（，）」という記載から，引用文献１において，
“ペアリング，或いは，ペアリングのアルゴリズムｅｎ（，）は，双線形写像である”ことが読み取れる。
　
（２）上記ア．の「有限体上Ｆｑ上の楕円曲線Ｅ／Ｆｑを生成する．ただし，この楕円曲線は楕円離散対数問題が十分困難であり，この曲線上のペアリングｅｎ（，）が計算可能であるものとする」という記載から，引用文献１において，
“「Ｅ／Ｆｑ」は，楕円離散対数問題が十分困難であり，この曲線上のペアリングｅｎ（，）が計算可能である有限体上Ｆｑ上の楕円曲線である”ことが読み取れ，
　上記ア．の「利用者ｉのＩＤ情報をＩＤｉとする．センタはベイユペアリングのアルゴリズムｅｎ（，）とＩＤ情報ＩＤｉを楕円曲線上のｎねじれ点Ｐｉ∈Ｅ［ｎ］に変換する一方向性関数ｆ（）を公開する」という記載から，引用文献１において，
“「一方向性関数ｆ（）」は，利用者ｉのＩＤ情報をＩＤｉとする．センタは
ベイユペアリングのアルゴリズムｅ
ｎ
（，）と
　
（３）上記ウ．の「ペアリングを用いたＩＤ情報に基づく公開鍵暗号」という記載，同じく，上記ウ．の「センタと受信者ａ・・・センタと利用者が準備するデータは前節の署名法と全く同じものである」という記載，上記ア．の「センタは秘密の乱数ｌを生成し，利用者ｉに対してＱｉ＝ｌＰｉを計算し，これを利用者ｉに秘密裏に配送する」という記載，同じく，上記イ．の「センタの秘密情報　：ｌ」，「センタの公開情報　：Ｒ∈Ｅ［ｎ］（ランダムな元），Ｒ’＝ｌＲ，ペアリングｅｎ（，），一方向性関数ｆ（）」，「利用者ａの秘密鍵：Ｑａ＝ｌＰａ∈Ｅ［ｎ］」，「利用者ａの公開鍵：ＩＤａ　」という記載，及び，上記イ．の「関数ｆ（）は，ＩＤ情報ＩＤａから楕円曲線上のｎねじれ点Ｐａ∈Ｅ［ｎ］への一方向関するである」という記載，及び，同じく，上記イ．の「準備されるデータは，４．１のＩＤＮＩＫＳのシステム情報にＲ，Ｒ’＝ｌＲを付加したものとなっている」という記載と，上記（１），（２）において検討した事項から，引用文献１において，
“ペアリングを用いたＩＤ情報に基づく公開鍵暗号において，
　センタは，センタの秘密情報として疑似乱数であるｌと，センタの公開情報として，ランダムな元であるＲ∈Ｅ［ｎ］，楕円曲線上のｎねじれ点のペアリングのアルゴリズムであるｅｎ（，），及び，受信者ａのＩＤ情報ＩＤａを楕円曲線上のｎねじれ点Ｐａ∈Ｅ［ｎ］に変換する一方向性関数ｆ（）とを準備し，
　受信者ａは，受信者ａの秘密鍵であるＱａ＝ｌＰａ∈Ｅ［ｎ］と，受信者ａの公開鍵であるＩＤａとを準備する”ことが読み取れる。
　
（４）上記（３）において検討した，“利用者ａの秘密鍵であるＱａ＝ｌＰａ∈Ｅ［ｎ］”について，上記（３）においても指摘したとおり，該「Ｑａ」は，「センタと利用者が準備するデータは前節の署名法と全く同じもの」であり，上記イ．の「準備されるデータは，４．１のＩＤＮＩＫＳのシステム情報にＲ，Ｒ’＝ｌＲを付加したものとなっている」という記載と，上記ア．の「センタは秘密の乱数ｌを生成し，利用者ｉに対してＱｉ＝ｌＰｉを計算し，これを利用者ｉに秘密裏に配送する」という記載を踏まえると，引用文献１において，
“「Ｑａ」は，センタが，秘密の乱数ｌを生成し，受信者ａに対してＱａ＝ｌＰａを計算し，これを受信者ａに秘密裏に配送したもの”であることが読み取れる。
　
（５）上記（１）〜（４）において検討した事項と，上記ウ．の，
「暗号化
　送信者ｂは，乱数ｒを生成した後，平文ｍを受信者ａの公開鍵，Ｅ／Ｆｑ，Ｐａ，Ｒ’＝ｌＲ∈Ｅ（Ｆｑｋ）を用いて，以下のように暗号化し，暗号文Ｃ１，Ｃ２を得る．
　
　Ｃ１＝ｒＲ
　Ｃ２＝ｍ・ｅｎ（Ｐａ，ｒＲ’）＝ｍ・ｅｎ（Ｐａ，Ｒ）ｌｒ　
　
復号
　受信者ａは，暗号文Ｃ１，Ｃ２を，秘密鍵Ｑａを用いて，以下のように復号し，平文ｍを得る．
　
　　　　　　Ｃ２　　　　　　 　　ｍ・ｅｎ（Ｐａ，Ｒ）ｌｒ　　
　　　------------------　＝　----------------------------　＝ｍ
　　　 ｅｎ（Ｑａ，Ｃ１）　　　　　　ｅｎ（Ｐａ，Ｒ）ｌｒ　　　　　　　」という記載から，引用文献１には，次の発明（以下，「引用文献１発明」という）が記載されているものと認める。
　
「双線形写像を用いたＩＤ情報に基づく公開鍵暗号方式であって，
　センタは，センタの秘密情報として，疑似乱数であるｌと，センタの公開情報として，楕円曲線上の点のなす群Ｅ（Ｆｑ）の部分群であるｎねじれ群Ｅ［ｎ］のランダムな元であるＲ，楕円曲線上のｎねじれ点の双線形写像のアルゴリズムであるｅｎ（，），及び，受信者ａのＩＤ情報ＩＤａを楕円曲線上のｎねじれ点Ｐａ∈Ｅ［ｎ］に変換する一方向性関数ｆ（）とを準備し，
　受信者ａは，センタが受信者ａに対してＱａ＝ｌＰａを計算し，これを受信者ａに秘密裏に配送した，受信者ａの秘密鍵であるＱａと，受信者ａの公開鍵であるＩＤａとを準備し，
　送信者ｂは，乱数ｒを生成した後，平文ｍを，受信者ａの公開鍵ＩＤａ，楕円離散対数問題が十分困難であり，この曲線上の双線形写像ｅｎ（，）が計算可能である有限体上Ｆｑ上の楕円曲線であるＥ／Ｆｑ，受信者ａの公開鍵ＩＤａを楕円曲線上のｎねじれ点に変換したＰａ，Ｒ’＝ｌＲ∈Ｅ（Ｆｑｋ）を用いて，
　Ｃ１＝ｒＲ
　Ｃ２＝ｍ・ｅｎ（Ｐａ，ｒＲ’）＝ｍ・ｅｎ（Ｐａ，Ｒ）ｌｒ　
　を計算することで，メッセージｍを暗号化し，暗号文Ｃ１，Ｃ２を得，
　受信者ａは，暗号文Ｃ１，Ｃ２を，秘密鍵Ｑａを用いて，
　
　　　　　Ｃ２　　　　　　 　　　ｍ・ｅｎ（Ｐａ，Ｒ）ｌｒ　　
　　------------------　＝　----------------------------　＝ｍ
　　　 ｅｎ（Ｑａ，Ｃ１）　　　　　　ｅｎ（Ｐａ，Ｒ）ｌｒ　　　　
　
　を計算することによって，暗号文Ｃ１，Ｃ２を復号して，平文ｍを取得する，暗号方式。」
　
２．引用文献２
　当審の拒絶理由通知において引用された、本願の優先日前に頒布又は電気通信回線を通じて公衆に利用可能となった文献である、米国特許第５９８２８９８号明細書（以下、「引用文献２」という。）には、図面とともに、次の記載がある。
あ．「Thereafter, whenever Alice needs a certificate, she contacts CA 50, identifies herself with the password (or a hardware token that increases the level of security), and perhaps submits to CA 50 some other information, such as the purpose(s) to which Alice wishes to apply the certificate. To protect Alice's password, the communication from Alice can be over a secured channel, or it can be encrypted with CA 50's public key. Once CA 50 has the request, it can determine whether the password is valid. If so, 
CA 50 proceeds to ascertain whether the purpose for which the certificate is requested is an authorized purpose
the certificate comprises an expiration time, Alice's public key, Alice's name, Alice's private key, the purpose for which the certificate was requested or some other authorization code, the name of the certification authority, a serial number
and a signature
訳；「その後、アリスが証明書を必要とする時にはいつでも、彼女はＣＡ５０と連絡を取って、彼女自身をパスワード（あるいはセキュリティレベルを増大するハードウェアのトークン）で識別させ、そして多分ＣＡ５０にアリスが証明書を適用することを望むことを目的とする様な他の何らかの情報を受け入れる。アリスのパスワードを保護するために、アリスからの通信は安全に保たれたチャネル上、あるいはＣＡ５０の公開鍵で暗号化されてなされる。ひとたびＣＡ５０が要求を受けると、パスワードが有効であるかどうか決定することができる。もし
有効であるなら、ＣＡ５０は証明書が要求される目的が許可された目的であるかどうかの確認に進む
証明書は、失効時間、アリスの公開鍵、アリスの名前、アリスの個人鍵、証明書を要求した目的あるいは他の認証コード、認証局の名前、シリアルナンバー
署名から構成される
 い．「
With a certificate at hand, Alice
Server 10 verifies the certificate with the public key of CA 50 and, if appropriate (based on the information contained in the certificate)
server 10
is a transmission of a secret key to Alice
only Alice can decrypt and thereby utilize the secret key provided by application server 10
訳；「
証明書が手元にある状態で、アリスは
サーバに彼女の証明書を提出する
サーバ１０がＣＡ５０の公開鍵で証明書を検証し、もし（証明書に含まれる情報に基づいて）適切であるなら、
サーバ１０が
アリスへの秘密鍵の送信である
アリスだけがアプリケーションサーバ１０によって供給された秘密鍵を解読して、そして秘密鍵を利用することができる
　
う．ＦＩＧ．３には、ｃｅｒｔｉｆｉｃａｔｅ（証明書）のｐｕｒｐｏｓｅ（目的）の欄にACCESS　DATABASES（データベースアクセス）が記載されている。
　
　前記 い．の、アリスの手元にある「証明書」は、その内容である、あ．の「失効時間、アリスの公開鍵、アリスの名前、アリスの個人鍵、証明書を要求した目的あるいは他の認証コード、認証局の名前、シリアルナンバー」を認証局ＣＡが認証し署名したものであるから、当該証明書は、認証局がう．のデータベースアクセスなどの目的等の資格、権限を信任した「ユーザ信任状（アリス信任状）」と呼べるものである。そして、い．の証明書が手元にある状態で「サーバに彼女の証明書を提出する」と「サーバ１０がＣＡ５０の公開鍵で証明書を検証し、もし（証明書に含まれる情報に基づいて）適切であるなら、」「サーバ」が「アリスへの秘密鍵の送信」をすることが記載されている。これらから、「ユーザの資格を有することを証明するユーザ信任状」を提出（指定）させ、「ユーザ信任状」が適切であるなら、サーバによって導かれた「秘密鍵」をアリスに送信する技術が引用文献２に示されていると言える。
　
３．引用文献３
　当審の拒絶理由通知において引用された、本願の優先日前に頒布又は電気通信回線を通じて公衆に利用可能となった文献である、Ｂｏｎｅｈ，Ｄ．ａｎｄ　Ｆｒａｎｋｌｉｎ，Ｍ．，Ｉｄｅｎｔｉｔｙ−Ｂａｓｅｄ Ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ ｆｒｏｍ ｔｈｅ Ｗｅｉｌ Ｐａｉｒｉｎｇ，［ｏｎｌｉｎｅ］，２００１年３月６日，［２０１３年２月８日検索］，Ｔｈｅ　Ｉｎｔｅｒｎｅｔhttp://web.archive.org/web/20010306155535/http://crypto.stanford.edu/~dabo/papers/ibe.ps（以下、「引用文献３」という。）には、次の記載がある。
ｉ．「1.1.1 Revocation of Public Keys
Public key certicates contain a preset expiration date. In 
an IBE system
 One could potentially make this approach more granular by encrypting e-mail for Bob usingbob@company.com || current-date. This forces Bob to obtain a new private key every day.This might be possible in a corporate PKI where the PKG is maintained by the corporation. With this approach key revocation is very simple: when Bob leaves the company and his key needs to be revoked,the corporate 
PKG is instructed to stop issuing private keys for Bob's e-mail address
　
Managing 
user credentials
Alice encrypts mail to Bob using the public key:bob@company.com || current-year || clearance=secret
訳；「１．１．１　公開鍵の無効化
公開鍵証明書は予めセットされた有効期限を含んでいる。
ＩＢＥシステム
　ボブのために電子メールをｂｏｂ＠ｃｏｍｐａｎｙ．ｃｏｍ　｜｜　ｃｕｒｒｅｎｔ−ｄａｔｅを用いて暗号化することによって、潜在的にこのアプローチをいっそう粒度の細かいものにする。これはボブに新しい秘密鍵を毎日を得ることを強いる。これはＰＫＧが会社によって維持される統合された公開鍵インフラにおいて可能であるかもしれない。このアプローチで鍵の無効化は非常に簡単である：ボブが会社を去り、そして彼の鍵が無効にされる必要があると、統合された
ＰＫＧはボブの電子メールアドレスのための秘密鍵の発行を停止するよう指示される
　
ユーザー信任状
アリスが公開鍵ｂｏｂ＠ｃｏｍｐａｎｙ．ｃｏｍ　｜｜　ｃｕｒｒｅｎｔ−ｙｅａｒ　｜｜　ｃｌｅａｒａｎｃｅ＝ｓｅｃｒｅｔを用いてボブへのメールを暗号化する
信任状
　
第４．対比
１．引用文献１発明の「公開鍵暗号化、復号方法」に係る「受信者ａ」「送信者ｂ」「センタ」は、技術常識を考慮すれば、送信者及び受信者がコンピュータを用いて通信を行うものであり、コンピュータはプロセッサと情報記憶手段とを有するものである。この点を加味すれば、引用文献１発明と本願発明とは「送信者のコンピュータと受信者のコンピュータとの間で通信を行う方法であって、
　前記送信者のコンピュータ及び前記受信者のコンピュータはそれぞれ、プロセッサと、情報記憶手段とを有し」ている点で差異はない。（以下、受信者ａ、送信者ｂは、それぞれ、前記受信者ａのコンピュータのプロセッサ、送信者ｂのコンピュータのプロセッサを指すものとする。）
　
２．引用文献１発明において，「送信者ｂ」は，「平文ｍ」を暗号化するために，「受信者ａ」の公開鍵である「ＩＤａ」を用いて，該「ＩＤａ」は，「受信者ａ」の「ＩＤ情報」，即ち，“識別情報”であるから，引用発明においても，“送信者ｂに，受信者ａの識別情報を取得させるステップ”が存在することは明らかであり,上記１において検討した事項を踏まえると，
　引用文献１発明における“送信者ｂに，受信者ａの識別情報を取得させるステップ”が，
　本願発明における“送信者のコンピュータのプロセッサに，受信者の識別情報を取得させる工程”に相当する。
　
３．引用文献１発明において，「受信者ａ」が，暗号文の復号に用いる，「受信者ａ」の「秘密鍵Ｑａ」は，本願発明における「解読鍵」に相当する。
４．引用文献１発明における「受信者ａの公開鍵である，ＩＤａ」は，「メッセージｍ」の暗号化の際には，「受信者ａの公開鍵ＩＤａを楕円曲線上のｎねじれ点に変換したＰａ」として用いられるので，前記「Ｐａ」が，本願発明における「暗号鍵」に対応し，
　前記「Ｐａ」は，「受信者ａの公開鍵ＩＤａ」，即ち，“受信者ａのＩＤ情報”より導出されるものであることは明らかであるから，
　引用文献１発明において，“受信者ａのＩＤ情報から，「Ｐａ」を導出するステップ”と，
　本願発明における「送信者のコンピュータのプロセッサに，前記受信者の識別情報およびユーザ信任状から暗号鍵を導かせる工程」とは，
“送信者のコンピュータのプロセッサに，受信者の識別情報から暗号化鍵を取得させる工程”である点で共通する。
　
５．引用文献１発明において，「送信者ｂ」が，「メッセージｍ」を暗号化する際の計算において，「楕円曲線上のｎねじれ点の双線形写像のアルゴリズムであるｅｎ（，）」と，「公開鍵」とが用いられていることは明らかであるから，上記１〜４において検討した事項を踏まえると，
　引用文献１発明において，“送信者ｂが，受信者ａの公開鍵と，双線形写像を用いて，メッセージｍを暗号化するステップ”と，
　本願発明における「送信者のコンピュータのプロセッサに，前記受信者の識別情報とユーザ信任状から導かれた暗号鍵および双線形写像を使用してメッセージを暗号化させる工程」とは，
“送信者のコンピュータのプロセッサに，受信者の識別情報から取得した暗号化鍵および双線形写像を使用してメッセージを暗号化させる工程”である点で共通し，
　引用文献１発明における「乱数ｒ」，及び，「Ｒ（ランダムな元）」が，本願発明における「秘密乱数ｒ」，及び，「対数群の要素Ｐ」に相当し，
　引用文献１発明における「Ｃ１＝ｒＲ」は，「送信者ｂ」よって計算されるものであるから，
　引用文献１発明における“送信者ｂは，乱数ｒを生成した後，Ｃ１＝ｒＲを計算する”ことが，
　本願発明における「送信者のコンピュータが，代数群の要素Ｐを得て，秘密乱数ｒを選択し，かつｒＰの値を計算する工程を含む」に相当し，
　引用文献１発明において，「Ｃ１＝ｒＲ」は，「送信者ｂ」から，「受信者ａ」に送信されることは明らかであり，更に，引用文献１発明においては，「暗号文Ｃ１」に加えて，「暗号文Ｃ２」も送信され，前記「暗号文Ｃ２」は，「メッセージｍ」に所定の処理を施したものであるから，本願発明における「暗号化されたメッセージ」に相当するので，
　引用文献１発明において，“暗号文Ｃ１，及び，暗号文Ｃ２が，送信者ｂから，受信者ａに送信される”ことが，
　本願発明における「送信者のコンピュータのプロセッサに，暗号化されたメッセージ及び計算された値ｒＰを送信者のコンピュータから前記受信者のコンピュータに送信させる工程」に相当し，
　引用文献１発明においても，「送信者ｂ」が，送信した「暗号文Ｃ１」，及び，「暗号文Ｃ２」を，「受信者ａ」が受信していることは明らかであるから，このことが，
　本願発明における「受信者のコンピュータに，前記暗号化されたメッセージ及び計算された前記値ｒＰを受信させる工程」に相当する。
　
６．引用文献１発明においては，“「秘密鍵Ｑａ」は，「センタ」によって，「受信者ａ」に秘密裏に配送される”ものであるから，
　本願発明における「受信者が前記ユーザ信任状を保有している場合に，前記個人鍵作成器に，解読鍵を受信者に与えさせる工程」と，
“解読鍵を受信者に送る工程”である点で共通する。
　
７．引用文献１発明において，“受信者ａは，暗号文Ｃ１，Ｃ２を，秘密鍵Ｑａを用いて，復号して，平文ｍを取得する”ものであって，該復号の処理において，「ｅｎ（Ｑａ，Ｃ１）」を用いた計算を行っていて，「ｅｎ（，）」は，「楕円曲線上のｎねじれ点の双線形写像のアルゴリズム」であるから，
　引用文献１発明における“受信者ａは，秘密鍵Ｑａと楕円曲線上のｎねじれ点の双線形写像のアルゴリズムであるｅｎ（，）を用いて，メッセージｍを復号する”ことは，
　本願発明における「受信者のコンピュータに，それを受け取るためにユーザ信任状が必要とされた解読鍵および双線形写像を使用して暗号化されているメッセージを解読させる工程」と，
“受信者のコンピュータに，解読鍵および双線形写像を使用して暗号化されているメッセージを解読させる工程”である点で共通する。
　
８．引用文献１発明における「秘密鍵Ｑａ」は，「受信者ａに対してＱａ＝ｌＰａを計算」したしたものであって，前記「Ｑａ＝ｌＰａ」の「Ｐａ」は，“一方向性関数ｆ（）を用いて，受信者ａのＩＤ情報ＩＤａを，楕円曲線上のｎねじれ点Ｐａ∈Ｅ［ｎ］に変換”したものであって，引用文献１発明において，「受信者ａのＩＤ情報ＩＤａ」は，上記２．において指摘したとおり，「暗号鍵」であって，引用文献１発明における「Ｅ［ｎ］」は，「楕円曲線上の点のなす群Ｅ（Ｆｑ）の部分群であるｎねじれ群Ｅ［ｎ］」であるから，
引用発明において，“暗号鍵に，一方向性関数ｆ（）を適用して，ねじれ群Ｅ［ｎ］の要素Ｐａに変換する”ことは，“暗号鍵に，群作用を適用している”ことに他ならないので，
　本願発明における「解読鍵は，前記暗号鍵に前記代数群の持つ前記群作用（当審注：本願の請求項１中，「前記群作用」の前段に，「群作用」という記載は存在しない）を適用することによって，前記個人鍵作成器のプロセッサによって作成される」とは，
“解読鍵は，暗号鍵に代数群の持つ群作用を適用することによって，作成される”点で共通する。
　
　以上１．〜８．において検討した事項から，本願発明と，引用文献１発明との，一致点，及び，相違点は，次のとおりである。
　
　送信者のコンピュータと受信者のコンピュータとの間の通信を行う方法であって，
　前記送信者のコンピュータ及び前記受信者のコンピュータはそれぞれ，プロセッサと情報記憶手段を有し，
　前記方法は，
　前記送信者のコンピュータのプロセッサに，受信者の識別情報を取得させる工程と，
　前記送信者のコンピュータのプロセッサに，前記受信者の識別情報から暗号化鍵を取得させる工程と，
　前記送信者のコンピュータのプロセッサに，前記受信者の識別情報から取得した暗号化鍵および双線形写像を使用してメッセージを暗号化させる工程であって，前記送信者のコンピュータが，代数群の要素Ｐを得て，秘密乱数ｒを選択し，かつｒＰの値を計算する工程を含む，該工程と，
　前記送信者のコンピュータのプロセッサに，暗号化されたメッセージ及び計算された値ｒＰを送信者のコンピュータから前記受信者のコンピュータに送信させる工程と，
　前記受信者のコンピュータに，前記暗号化されたメッセージ及び計算された前記値ｒＰを受信させる工程と，
　解読鍵を受信者に送る工程と，
　前記受信者のコンピュータに，解読鍵および双線形写像を使用して暗号化されているメッセージを解読させる工程とを含み，
　前記解読鍵は，暗号鍵に代数群の持つ群作用を適用することによって，作成される，方法。
　
［相違点１］
　本願発明においては，「送信者のコンピュータのプロセッサに，受信者が解読鍵を取得するために必要な，ユーザの資格を有することを証明するユーザ信任状を指定させる工程」が存在するのに対して，
　引用文献１発明においては，「ユーザ信任状」についての言及がなされていない点。
　
［相違点２］
“暗号化鍵を取得させる工程”に関して，
　本願発明においては，“送信者のコンピュータのプロセッサに，受信者の識別情報およびユーザ信任状から暗号鍵を導かせる”ものであるのに対して，
　引用文献１発明においては，「暗号鍵」は，“受信者ａのＩＤ情報から導出された「Ｐａ」”である点。
　
［相違点３］
“受信者の識別情報から取得した暗号化鍵”に関して，
　本願発明においては，「受信者の識別情報およびユーザ信任状から導かれた」ものであるのに対して，
　引用文献１発明においては，「暗号鍵」の生成に，「ユーザ信任状」を用いることが，言及されていない点。
　
［相違点４］
　本願発明においては，
「個人鍵作成器に，メッセージの受信者からの解読鍵の要求を受信させる工程と，
　前記個人鍵作成器に，前記受信者は前記ユーザ信任状を保有しているかどうか調べさせる工程」とが存在するのに対して，
　引用文献１発明は，“受信者ａが，個人鍵生成器に解読鍵を要求するステップ”，及び，“個人鍵作成器が，受信者ａが，解読鍵を得るために必要な，ユーザ信任状を保有しているか調べるステップ”は有していない点。
　
［相違点５］
“解読鍵を受信者に送る工程”に関して
　本願発明においては，“受信者がユーザ信任状を保有している場合に，個人鍵作成器に，解読鍵を受信者に与えさせる工程”であるのに対して，
　引用文献１発明においては，“秘密鍵Ｑａは，センタから，受信者ａに秘密裏に配送されるもの”であって，このとき，“受信者ａが，秘密鍵Ｑａを得るための信任状等を有している場合に，サーバが，秘密鍵Ｑａを，受信者ａに配送する”といった処理を行っている点についての言及がない点。
　
［相違点６］
“受信者のコンピュータに，解読鍵および双線形写像を使用して暗号化されているメッセージを解読させる工程”に関して，
　本願発明においては，「解読鍵」が，「それを受け取るためにユーザ信任状が必要とされた解読鍵」であるのに対して，
　引用文献１発明においては，“秘密鍵Ｑａは，センタから，受信者ａに秘密裏に配送されるもの”である点。
　
第５．判断
１．［相違点１］，［相違点４］，［相違点５］，及び，［相違点６］について
　引用文献２には，上記「第３．引用文献記載事項」の「２．引用文献２」において指摘した技術が示されており，該技術に従えば，「アリスの手元にある証明書」を検証し，前記「証明書」が正当であるならば，前記「証明書」に関連付けられた公開鍵を用いて，アリスに配信すべき秘密鍵を暗号化して，前記アリスに送信し，前記アリスは，前記「証明書」に関連付けられた公開鍵を用いて暗号化された秘密鍵を，前記公開鍵に対応する，自らが有する秘密鍵を用いて復号する点が記載されており，前記「証明書」が，本願発明における「ユーザ信任状」に相当し，前記「証明書」に関連付けられた公開鍵を用いて暗号化された秘密鍵が，本願発明における「解読鍵」に相当する。
　そして，サーバが，前記アリスと暗号化通信を構築する場合に，前記アリスの公開鍵証明書を取得すること，即ち，前記アリスの「ユーザ信任状」を特定する工程を有することは明らかである。
　引用文献１発明においては，“秘密鍵Ｑａは，センタから，受信者ａに秘密裏に配送されるもの”であるが，これは，“受信者ａに安全に配送する”ためのものであり，「秘密裏」を，“暗号化”とすることは，当業者にとって周知の技術事項である。
　そして，引用文献１発明においては，上記のように“秘密鍵Ｑａは，センタから，配送され”ているが，上記ウ．において引用した記載内容に，
「前節の署名法同様にセンタの生成する秘密情報を全て利用者が個別に生成するようにすれば，センタ不要の方式を実現できるが，この場合ＲとＲ’の認証が必要となる」，
　とあるように，引用文献１発明において，「センタ」を無くして，「送信者ｂ」，「受信者ａ」のみの構成とした場合，「センタ」が生成していたパラメータを，「送信者ｂ」，或いは，「受信者ａ」が生成した場合には，認証が必要なことも，当業者には，広く知られた技術事項であって，引用文献１発明と，引用文献２に係る発明とは，暗号化通信の技術分野で共通しているから，引用文献１発明において，「送信者ｂ」，及び，「受信者ａ」のみで構成する場合に，「送信者ｂ」側に，「個人鍵生成器」を持たせ，「送信者ｂ」が，「受信者ａ」との間で，送受信の前に「受信者ａ」との通信を安全に行うための「ユーザ信任状」を特定し，「受信者ａ」が，該「ユーザ信任状」を有している場合に，「秘密鍵Ｑａ」を「受信者ａ」に送信するよう構成することは，当業者が適宜なし得る事項である。
　よって，［相違点１］，［相違点４］，［相違点５］，及び，［相違点６］は，格別のものではない。
　
２．［相違点２］，及び，［相違点３］について
　引用文献３には，公開鍵を有効期限や，信任状の情報を組み込んで生成する点が示されており，引用文献１発明においても，公開鍵である“受信者ａのＩＤ情報”に連接する形で，有効期限や，信任状の情報を組み込むこと，即ち，公開鍵を，ＩＤ情報および有効期限や，信任状の情報から導出するよう構成することは，当業者が適宜なし得る事項である。
　
　したがって、本願発明の構成は当業者が引用文献１発明、引用文献２ないし引用文献３に記載された事項に基いて容易に想到し得たものである。そして、本願発明の構成により奏する効果も、引用文献１発明、引用文献２ないし引用文献３に記載された事項から当然予測される範囲内のもので格別顕著なものとは認められない。
　
第６．むすび
　以上のとおり、本願発明は、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から、他の請求項に係る発明について検討するまでもなく、本願は拒絶されるべきものである。
　
　よって，結論のとおり審決する。