【手続補正書】
【提出日】平成21年5月15日(2009.5.15)
【手続補正１】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】００２４
【補正方法】変更
【補正の内容】
【００２４】
ストレージ２０は、インタフェース２４によって管理者ステーション１２またはコンピューティングステーション１６に接続してもよい。インタフェース２４には、ＰＣＩ、ＵＳＢ、ファイヤワイヤ（ＩＥＥＥ１３９４）、ＡＴＡ（ＩＤＥ）、ＳＡＴＡ、ＳＣＳＩ、イーサネット（登録商標）、またはファイバチャネルが含まれる場合があるが、それらに制限されない。
【手続補正２】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】００４４
【補正方法】変更
【補正の内容】
【００４４】
ポリシを構成すべく定義済規則のリストを指定することによってそのポリシを作成してもよい。そして、クライアントアプリケーション１８を備えたシステム１０の一部となるコンピューティングステーション１６上に、このポリシをインストールしてもよい。そして、ポリシモジュール７０を収容するクライアントアプリケーションを使用して、その特定のコンピューティングステーション１６またはそのコンピューティングステーションにログオンする特定のユーザに対して適当なポリシを施行する。管理者アプリケーション１４、および特に、ポリシ定義モジュール３２を使用してポリシを定義するので、管理者ステーション１２上でクライアントアプリケーション１８をカスタマイズする際に、定義されたポリシをクライアントアプリケーション１８のポリシモジュール７０に含めてもよい。クライアントアプリケーション１８はそれぞれのポリシと共に、ネットワークインストールまたは他の従来の手段によってインストールしてもよい。クライアントアプリケーション１８、および特にポリシモジュール７０は、コンピューティングステーション１６上にインストールされると、非対称型または対称型の暗号化手段を提供し、ポリシの許可されていない改竄または変更を検出する。
【手続補正３】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】００５７
【補正方法】変更
【補正の内容】
【００５７】
そして、方法５００はステップ５０８に進む。ここで、プロビジョニング済モジュール２６からプロビジョニング情報３５５が取り出される。そして、方法５００はステップ５１２に進む。ここで、ステップ５０６で取り出されたセキュリティドメイン情報がステップ５０８で取り出されたセキュリティドメイン情報と比較される。それらが一致する場合、方法５００はステップ５２０に進む。それらが一致しない場合、方法５００はステップ５１６に進む。また、（セキュリティサブドメインが指定されている場合）セキュリティサブドメインが一致するか否かを検査するオプションのステップをステップ５１２で実行してもよい。ステップ５１６では、コンピューティングステーション１６とストレージ２０またはコンテンツ２２との間で実行される操作に対する要求が拒否され、その操作の実行を要求したアプリケーション４００は、操作が実行されない旨通知される。これによって、プロビジョニング済のストレージ２０またはコンテンツ２２にアクセスするためには、プロビジョニング済のストレージ２０またはコンテンツ２２がコンピューティングステーション１６と同じセキュリティドメインに関連していなければならなくなる。１つの実施形態では、ポリシモジュール７０はセキュリティドメイン秘密を収容し、プロビジョニング情報３５５はセキュリティドメイン秘密のハッシュ値（ＳＨＡ−２５６）を収容する。ポリシモジュール７０中のセキュリティドメイン秘密のハッシュ値を計算し、それをプロビジョニング情報３５５中のハッシュ値と比較することによって、ステップ５１２での照合がなされる。
【手続補正４】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】００７０
【補正方法】変更
【補正の内容】
【００７０】
ＣＣＦＳ鍵管理（ＫＭ）は、頂点にある１つのマスタ鍵（ＭＫ）とその下の従属鍵のツリーとによる階層的鍵モデルを使用する。レベルｎの各鍵は、レベルｎ−１のその親、並びにｎレベルのセキュリティオフィサおよび、場合によっては、他のｎレベルの秘密保持者によって生成された種メッセージに依存する（レベル０が最上位で、レベル１が次位、以下それに続く）。一方、そのｎ＋１レベルの子鍵を導出するには、レベルｎの鍵を使用しなければならない。ＭＫ以外の各鍵は正確に１つの親を有するが、それに関連する多くの子鍵を有し得る。関連とは、その親鍵を種メッセージに適用することによって、チケット（下記参照）および専用鍵導出関数（ＫＤＦ）が子鍵を導出できるということである。
【手続補正５】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】００７３
【補正方法】変更
【補正の内容】
【００７３】
各レベルのチケットは、ＨＳＭに格納されユーザＩＤおよびパスワードによってアクセス可能となるか、またはローカルに格納され、例えば、ＰＫＣＳ＃５プロトコルを使用したラップが可能になる。ｎ＋１レベルの鍵を回復しなければならない時はいつでも、秘密保持者はその秘密を供給しなければならず、関連するチケットを取得しなければならない。そのレベルのチケットを取得する処理は専用アプリケーションによって一度だけ可能になり、その後そのレベルの全ての鍵が作成／回復可能になる。
【手続補正６】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】００７４
【補正方法】変更
【補正の内容】
【００７４】
以下、鍵管理システムで利用される鍵導出関数の例を示す。
ＰｒＫ、ＰｕｂＫはＭＫＰのプライベート鍵および公開鍵である。
Ｐ１、Ｐ２、・・・は、ＭＫのための種（シャミアの技術用語における共有秘密）を生成する、パスワード保持者のパスワードである。
ＳＨＡＭＩＲ−シャミアの鍵分割手順。
ＳＨＡ−安全なハッシュ関数（例えば、３２バイトのフィンガープリントを生成するＳＨＡ２）。
ＰＢＫＤＦ−パスワード主導鍵導出関数。
ＡＥＳｎ−レベルｎのＡＥＳ鍵。
この場合、鍵導出処理は以下の通りである。
ＭＫ導出：
ＰＢＫＤＦ（ＰｒＫ（ＳＨＡ（ＳＨＡＭＩＲ（Ｐ１，Ｐ２，．．．，ＰＭ））））＝ＡＥＳ0
そして、ＭＫフィンガープリント（ＭＫＦ）を以下のように計算する。
ＰｕｂＫ（ＳＨＡ（ＳＨＡＭＩＲ（Ｐ１，Ｐ２，．．．，ＰＭ）））＝ＭＫＦ
ＭＫＦは公知であり、これを使用してＭＫが正しく回復されたか否かを検証する。
ＭＫＦを検証するため、
１）ＨＳＭはＰｒＫを使用してＭＫＦを解読しＳＨＡ（ＳＨＡＭＩＲ（Ｐ１，Ｐ２，．．．））を得る。
２）ＳＨＡＭＩＲ関数を適用して種：ＳＨＡＭＩＲ（Ｐ１，Ｐ２，．．．）を得る。
３）種に対するＳＨＡを計算する。
４）３）の結果を１）と比較する。
どちらの式もＰ１，．．．，ＰＫである入力のみによってＨＳＭにおいて実現されなければならない。
【手続補正７】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】００７５
【補正方法】変更
【補正の内容】
【００７５】
レベルｎ＋１の鍵導出は以下の式を通じて達成される。
ＰＢＫＤＦ（ＡＥＳｎ（＜ＳＨＡの前半（種｜Ｔ）＞））＝ＡＥＳn+1
【手続補正８】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】００７６
【補正方法】変更
【補正の内容】
【００７６】
ここで、Ｔはｎレベルのチケットであり、演算「｜」はバイトストリームの連結を意味する。
【手続補正９】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】００７７
【補正方法】変更
【補正の内容】
【００７７】
種は、鍵ＡＥＳn+1の元で保護されようとしているデータを担当するセキュリティオフィサによって選択された秘密、またはｎ＋１レベルの秘密保持者からの入力に対してＳＨＡＭＩＲ手順によって生成された共有秘密の何れかでもよい。鍵管理システムで選択できるようになっている。
【手続補正１０】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】００７９
【補正方法】変更
【補正の内容】
【００７９】
ＭＫ以外のｎレベルの鍵はどれも、ラップされた鍵と共に媒体上にローカルに格納されたポリシファイルを有しなければならない（鍵のラップについては鍵配布の節を参照）。鍵ポリシファイルはＸ．５０９  ｖ３証明書またはバイナリファイルとして符号化してもよい。
【手続補正１１】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】００９９
【補正方法】変更
【補正の内容】
【００９９】
ＳＫＳの概念は、鍵、パスワード等となり得る任意のビット列である共有秘密（Ｓ）をｎ個の部分に分割するが、その際ｋ＜ｎであり、ｋ個より少ない部分を有してもＳを回復できないが、任意のｋ個以上の部分を有すればＳを明瞭に回復できるというものである。
【手続補正１２】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】０１０１
【補正方法】変更
【補正の内容】
【０１０１】
確率的アルゴリズムＰＡはしきい値秘密分散法を定義する。ここでは入力としてある有限の集合ＦSから秘密Ｓを受け取り、ｎ個の分散情報、すなわち、ビット列Ｓ１，．．．，Ｓｎを出力する。最後に、秘密分散スキームでは、０＜ｋ＜ｎであるしきい値ｋが使用される。このアルゴリズムは、以下で概説するプライバシと正当性の要求に適合しなければならない。プライバシに関しては、インデックス｛１，２，．．．ｎ｝のサイズがｋ−１以下の任意のサブセットＩを取り、任意の入力Ｓ’に対してアルゴリズムが実行されると、｛Ｓｉ｜ｉ∈Ｉ｝の確率分布はＳ’と独立である。正当性に関しては、インデックス｛１，２，．．．ｎ｝のサイズがｋ以上の任意のサブセットＪを取ると、アルゴリズムによって、｛Ｓｉ｜ｉ∈Ｊ｝からＳが計算される。実際に、｛Ｓｉ｜ｉ∈Ｊ｝からＳを計算する有効なアルゴリズムが存在する。
【手続補正１３】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】０１０２
【補正方法】変更
【補正の内容】
【０１０２】
一例として、ｐ＞ｎである、ある素数ｐについて、Ｓ＝Ｚpと設定し、ｋが希望するしきい値であると想定する。すると、シャミアが提案したアルゴリズムを以下のように記述することができる。
１）要素ａ1，ａ2，．．．ａn∈Ｚpをランダムに選択し、ｆ（ｘ）を多項式とする。
ｆ（ｘ）＝Ｓ＋ａ1＊ｘ＋ａ2＊（ｘ＊＊２）＋．．．＋ａk＊（ｘ＊＊ｋ）
別言すれば、ｆ（０）＝Ｓとなる次数が最大ｋのＺpにおけるランダム多項式を選択する。
２）ｓi＝ｆ（ｉ）  ｍｏｄ  ｐ、ｉ＝１，．．．，ｎによって、分散情報を定義する。
【手続補正１４】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】０１０３
【補正方法】変更
【補正の内容】
【０１０３】
このスキームは、ラグランジュ補間の古典的な結果のため、上記で概説した特性を有する。ラグランジェ補間では、任意のフィールドＦと、ｘiが判明している場合のｘiとｙiの組の任意の集合｛（ｘi，ｙi）｜０＜ｉ＜ｋ＋１｝∈Ｆ×Ｆについて、次数が最大ｋであるＦに対して、ｇ（ｘi）＝ｙi、ｉ＝１．．．ｋ＋１となる１つの多項式ｇ（ｘ）が確かに存在する。この多項式の全ての係数は有効に計算することができる。証明のため、
【数１】
2008541248.tif 000001
という多項式が、ｇ（ｘi）＝１で、ｊ≠ｉの場合ｇ（ｘj）＝０を満足し、最大ｋの次数を有することに注意されたい。従って、
ｇ（ｘ）＝ｙ1ｇ1（ｘ）＋．．．＋ｙk+1ｇk+1（ｘ）
は適切な特性を有する。従って、構造によって直接的に、ｇは有効に計算可能であるということになる。２つの異なる多項式ｇ（ｘ）、ｇ’（ｘ）がどちらも解であったとすれば、ｇ（ｘ）−ｇ’（ｘ）は次数が最大ｋでｋ＋１個の根を有するゼロでない多項式となる。しかしながら、このような多項式は存在しないので、１つの解しかあり得ない。