JP4610176B2 - データ原本性確保方法およびシステム、ならびにデータ原本性確保用プログラム - Google Patents
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Description
"PKI関連技術説明"、[online]、平成14年12月12日、情報処理振興事業協会、[平成15年4月11日検索]、インターネット<URL:http://www.ipa.go.jp/security/pki/index.html>
図1は、本発明の第1の実施の形態に係わるデータ原本性確保システム1の概略構成を示すブロック図である。
F(2)=4a+2b+B(mod p) ・・・(2)
F(3)=9a+3b+B(mod p) ・・・(3)
F(4)=16a+4b+B(mod p) ・・・(4)
この分割データF(1)〜F(4)の内、k=3以上の分割データ{例えば、F(1)、F(2)、F(4)}が集まれば、この分割データ
F(1)=a+b+B(mod p) ・・・(1)
F(2)=4a+2b+B(mod p) ・・・(2)
F(4)=16a+4b+B(mod p) ・・・(4)
を連立して元データBを求めることができる。
F(1) =a+b+B(mod p) ・・・(1)
Fa(2)=4a+2b+B(mod p) ・・・(2)
Fa(3)=9a+3b+B(mod p) ・・・(3)
Fa(4)=16a+4b+B(mod p)・・・(4)
の中から少なくとも3つの式を連立させてハッシュ値Hを含む元データBを復元することになる。
図4は、本発明の第2の実施の形態に係わるデータ原本性確保システムにおけるデータ原本性確保用プログラムに基づく原本性確保処理の一例を示す概略フローチャートである。なお、本実施の形態におけるデータ原本性確保システムの構成については、そのデータ原本性確保用プログラムの内容およびクライアントの処理が異なり、他の構成については、図1に示す構成と略同等であるため、その説明は省略する。
図5は、本発明の第3の実施の形態に係わるデータ原本性確保システム4の概略構成を示すブロック図である。
=B(1),B(2),…,B(n-1)
乱数R=(n-1)個の乱数部分データR(j)
=R(1),R(2),…,R(n-1)
n個の分割データD(i)=D(1),D(2),…,D(n)
各分割部分データD(i,j)
=D(1,1),D(1,2),…,D(1,n-1)
D(2,1),D(2,2),…,D(2,n-1)
… … …
D(n,1),D(n,2),…,D(n,n-1)
(i=1〜n), (j=1〜n-1)
本実施形態は、上述したように処理単位ビット長毎に区分けされる複数の部分データに対して元部分データと乱数部分データの排他的論理和演算(XOR)を行って、詳しくは、元部分データと乱数部分データの排他的論理和演算(XOR)からなる定義式を用いて、元データの分割を行うことを特徴とするものであり、上述したデータ分割処理に多項式や剰余演算を用いる方法(第1および第2の実施の形態における方法)に比較して、コンピュータ処理に適したビット演算である排他的論理和(XOR)演算を用いることにより高速かつ高性能な演算処理能力を必要とせず、大容量のデータに対しても簡単な演算処理を繰り返して分割データを生成することができるとともに、また分割データの保管に必要となる記憶容量も分割数に比例した倍数の容量よりも小さくすることができる。更に、任意に定めた一定の長さ毎にデータの先頭から順に演算処理を行うストリーム処理により分割データが生成される。
0 * 1 の演算結果は 1
1 * 0 の演算結果は 1
1 * 1 の演算結果は 0
また、XOR演算は交換法則、結合法則が成り立つ。すなわち、
a*b=b*a
(a*b)*c=a*(b*c)が成り立つことが数学的に証明される。
c(j,i,k)=0 のとき Q(j,i,k)=0
(3)U[n,n]とは、n×n行列であって、i行j列の値をu(i,j)で表すと、
i+j<=n+1 のとき u(i,j)=1
i+j>n+1 のとき u(i,j)=0
である行列を意味するものとし、「上三角行列」ということとする。具体的には下記のような行列である。
j=i+1 のとき p(i,j)=1
i=n,j=1 のとき p(i,j)=1
上記以外のとき p(i,j)=0
である行列を意味するものとし、「回転行列」ということとする。具体的には下記のような行列であり、他の行列の右側からかけると当該他の行列の1列目を2列目へ、2列目を3列目へ、…,n-1列目をn列目へ、n列目を1列目へ移動させる作用がある。つまり、行列Pを他の行列に右側から複数回かけると、その回数分だけ各列を右方向へ回転させるように移動させることができる。
i=j のとき e(i,j)=1
上記以外のとき e(i,j)=0
である行列を意味するものとする。具体的には下記のような行列である。Aを任意のn×n行列とすると
A×E=E×A=A
となる性質がある。
第1の元部分データB(1)=「10110010」
第2の元部分データB(2)=「00110111」
次に、変数jを1から2(=分割数n-1)まで変えて、乱数部分データR(2×m+j)に乱数発生部34から発生する8ビットの長さの乱数を設定し、これにより乱数Rを処理単位ビット長で区分けした2(分割数n-1)個の乱数部分データR(1),R(2)を次のように生成する(ステップS215)。
第1の乱数部分データR(1)=「10110001」
第2の乱数部分データR(2)=「00110101」
次に、ステップS217において、変数iを1から3(=分割数n)まで変えるとともに、更に各変数iにおいて変数jを1から2(=分割数n-1)まで変えながら、ステップS217に示す分割データを生成するための元部分データと乱数部分データの排他的論理和からなる定義式により複数の分割データD(i)の各々を構成する各分割部分データD(i,2×m+j)を生成する。この結果、次に示すような分割データDが生成される。
=3個の分割データD(i)=D(1),D(2),D(3)
第1の分割データD(1)
=2個の分割部分データD(1,j)=D(1,1),D(1,2)
=「00110110」,「10110011」
第2の分割データD(2)
=2個の分割部分データD(2,j)=D(2,1),D(2,2)
=「00000011」,「00000010」
第3の分割データD(3)
=2個の分割部分データD(3,j)=D(3,1),D(3,2)
=「10110001」,「00110101」
なお、各分割部分データ(i,j)を生成するためのステップS217に示す定義式は、本例のように分割数n=3の場合には、具体的には図11に示す表に記載されているものとなる。図11に示す表から、分割部分データD(1,1)を生成するための定義式はB(1)*R(1)*R(2)であり、D(1,2)の定義式はB(2)*R(1)*R(2)であり、D(2,1)の定義式はB(1)*R(1)であり、D(2,2)の定義式はB(2)*R(2)であり、D(3,1)の定義式はR(1)であり、D(3,2)の定義式はR(2)である。また、図11に示す表にはm>0の場合の任意の整数についての一般的な定義式も記載されている。
D(1,2)=B(2)*Q(2,1,1)*Q(2,1,2)
D(2,1)=B(1)*Q(1,2,1)*Q(1,2,2)
D(2,2)=B(2)*Q(2,2,1)*Q(2,2,2)
D(3,1)=R(1)
D(3,2)=R(2)
上記の6つの式のうち上から4つの式に含まれるQ(j,i,k)を具体的に求める。
c(j,i,k)=0 のとき Q(j,i,k)=0
ここで、
j=1のときは
D(1,2)=B(2)*Q(2,1,1)*Q(2,1,2)=B(2)*R(1)*R(2)
D(2,1)=B(1)*Q(1,2,1)*Q(1,2,2)=B(1)*R(1)*0=B(1)*R(1)
D(2,2)=B(2)*Q(2,2,1)*Q(2,2,2)=B(2)*0*R(2)=B(2)*R(2)
上述した各分割部分データD(i,j)を生成するための定義式は、図10にも図示されている。
=B(1)*(R(1)*R(1))
=B(1)*0
=B(1)
具体的に計算すると、D(2,1)は00000011, D(3,1)は10110001なので、B(1)は10110010となる。
=B(2)*(R(2)*R(2))
=B(2)*0
=B(2)
具体的に計算すると、D(2,2)は00000010, D(3,2)は00110101なので、B(2)は00110111となる。
D(2,j)*D(3,j)=(B(j)*R(j))*R(j)
=B(j)*(R(j)*R(j))
=B(j)*0
=B(j)
であるから、D(2,j)*D(3,j)を計算すれば、B(j)が求まる。
D(2,j+1)*D(3,j+1)=(B(j+1)*R(j+1))*R(j+1)
=B(j+1)*(R(j+1)*R(j+1))
=B(j+1)*0
=B(j+1)
であるから、D(2,j+1)*D(3,j+1)を計算すれば、B(j+1)が求まる。
=B(1)*0*0
=B(1)
であるから、D(1,1)*D(3,1)*D(3,2)を計算すれば、B(1)が求まる。具体的に計算すると、D(1,1)は00110110, D(3,1)は10110001, D(3,2)は00110101なので、B(1)は10110010となる。
D(1,2)*D(3,1)*D(3,2)=(B(2)*R(1)*R(2))*R(1)*R(2)
=B(2)*(R(1)*R(1))*(R(2)*R(2))
=B(2)*0*0
=B(2)
であるから、D(1,2)*D(3,1)*D(3,2)を計算すれば、B(2)が求まる。具体的に計算すると、D(1,2)は10110011, D(3,1)は10110001, D(3,2)は00110101なので、B(2)は00110111となる。
D(1,j)*D(3,j)*D(3,j+1)=(B(j)*R(j)*R(j+1))*R(j)*R(j+1)
=B(j)*(R(j)*R(j))*(R(j+1)*R(j+1))
=B(j)*0*0
=B(j)
であるから、D(1,j)*D(3,j)*D(3,j+1)を計算すれば、B(j)が求まる。
D(1,j+1)*D(3,j)*D(3,j+1)=(B(j+1)*R(j)*R(j+1))*R(j)*R(j+1)
=B(j+1)*(R(j)*R(j))*(R(j+1)*R(j+1))
=B(j+1)*0*0
=B(j+1)
であるから、D(1,j+1)*D(3,j)*D(3,j+1)を計算すれば、B(j+1)が求まる。
=(B(1)*B(1))*(R(1)*R(1))*R(2)
=0*0*R(2)
=R(2)
であるから、D(1,1)*D(2,1)を計算すれば、R(2)が求まる。具体的に計算すると、D(1,1)は00110110, D(2,1)は00000011なので、R(2)は00110101となる。
D(1,2)*D(2,2)=(B(2)*R(1)*R(2))*(B(2)*R(2))
=(B(2)*B(2))*R(1)*(R(2)*R(2))
=0*R(1)*0
=R(1)
であるから、D(1,2)*D(2,2)を計算すれば、R(1)が求まる。具体的に計算すると、D(1,2)は10110011, D(2,2)は00000010なので、R(1)は10110001となる。
=B(1)*(R(1)*R(1))
=B(1)*0
=B(1)
であるから、D(2,1)*R(1)を計算すれば、B(1)が求まる。具体的に計算すると、D(2,1)は00000011, R(1)は10110001なので、B(1)は10110010となる。
D(2,2)*R(2)=(B(2)*R(2))*R(2)
=B(2)*(R(2)*R(2))
=B(2)*0
=B(2)
であるからD(2,2)*R(2)を計算すればB(2)が求まる。具体的に計算するとD(2,2)は00000010, R(2)は00110101なので、B(2)は00110111となる。
D(1,j)*D(2,j)=(B(j)*R(j)*R(j+1))*(B(j)*R(j))
=(B(j)*B(j))*(R(j)*R(j))*R(j+1)
=0*0*R(j+1)
=R(j+1)
であるからD(1,j)*D(2,j)を計算すればR(j+1)が求まる。
D(1,j+1)*D(2,j+1)=(B(j+1)*R(j)*R(j+1))*(B(j+1)*R(j+1))
=(B(j+1)*B(j+1))*R(j)*(R(j+1)*R(j+1))
=0*R(j)*0
=R(j)
であるからD(1,j+1)*D(2,j+1)を計算すればR(j)が求まる。
=B(j)*(R(j)*R(j))
=B(j)*0
=B(j)
であるからD(2,j)*R(j)を計算すればB(j)が求まる。
D(2,j+1)*R(j+1)=(B(j+1)*R(j+1))*R(j+1)
=B(j+1)*(R(j+1)*R(j+1))
=B(j+1)*0
=B(j+1)
であるからD(2,j+1)*R(j+1)を計算すればB(j+1)が求まる。
=n個の分割データD(i)=D(1),D(2),…D(n)
第1の分割データD(1)
=n-1個の分割部分データD(1,j)=D(1,1),D(1,2),…D(1,n-1)
第2の分割データD(2)
=n-1個の分割部分データD(2,j)=D(2,1),D(2,2),…D(2,n-1)
… … …
… … …
第nの分割データD(n)
=n-1個の分割部分データD(n,j)=D(n,1),D(n,2),…D(n,n-1)
このように変数m=0の場合について分割データDを生成した後、次に変数mを1増やし(ステップS419)、ステップS411に戻り、変数m=1に該当する元データBのb×(n-1)ビット以降について同様の分割処理を行う。最後にステップS411の判定の結果、元データBにデータがなくなった場合、ステップS411からステップS421に進み、上述したように生成した分割データD(1), …,D(n)を分割装置6のメモリ10に一時保存して、分割処理を終了する。
また、第1および第2の実施の形態における秘密分散法は、公開鍵暗号方式の秘密鍵の分割管理などで利用されており、比較的データ容量の小さいデータに対して実用的な方法であるが、本実施の形態における秘密分散法Sは、多項式演算・剰余演算などを含む多倍長整数の演算処理を必要としないので、大容量データを多数処理する場合においても簡単かつ迅速にデータの分割および復元を行うことができるという効果を得ることができる。
2…クライアント
3a1〜3a4…保管サーバ
5…端末
6…分割装置
10…メモリ
11…ハッシュ値生成部
13…分割データ生成部
15…元データ復元部
17…通信部
20a1〜20a4…保管用記憶装置
25…クライアントシステム
31、37…データ送受信部
32…ハッシュ値生成部
33…分割データ生成部
34…乱数発生部
35…ハッシュ値確認部
36…元データ復元部
37…データ送受信部
Claims (16)
- データを、その原本性を確保して保管するデータ原本性確保システムであって、
前記データを秘密分散法を用いて該データが復元できる複数の分割データにそれぞれ分割するデータ分割部と、
分割された複数の分割データをそれぞれ記憶するハードウェア的に独立した複数の保管部と、を備え、
前記秘密分散法は、
前記データを所定の長さ毎に区切って、複数の部分データを生成し、
前記複数の部分データの各々に対応して、前記データと同じ長さの乱数または前記データより短い長さの乱数を前記所定の長さ毎に区切って、複数の乱数部分データを生成し、
前記部分データと前記乱数部分データとの排他的論理和演算を行い、前記複数の分割データを生成する
ことを特徴とするデータ原本性確保システム。 - 前記データ分割部は、原本性確保対象となるデータ本体から、該データ本体をユニークに識別できる識別データを生成する識別データ生成部と、
生成された識別データと前記データ本体とを結合した前記データを秘密分散法を用いて分割する分割部と
を備えたことを特徴とする請求項1記載のデータ原本性確保システム。 - 前記識別データ生成部は、前記識別データとして、前記データ本体を所定のハッシュ関数を用いてハッシュ値を生成する生成部を備えたことを特徴とする請求項2記載のデータ原本性確保システム。
- 前記データ分割部は、分割された各分割データに、データ分割に関する管理情報を合わせたデータ全体から、該データ全体をユニークに識別できる分割識別データをそれぞれ生成し、
前記複数の保管部は、前記分割データ、前記データ分割に関する管理情報、および前記分割識別データをそれぞれ記憶することを特徴とする請求項2又は3記載のデータ原本性確保システム。 - 前記複数の保管部から前記複数の分割データをそれぞれ読み出し、読み出した複数の分割データから秘密分散法により前記データ本体および前記識別データをそれぞれ復元するデータ復元部と、
復元されたデータ本体から前記識別データを再生成し、再生成された識別データと前記復元された識別データとが一致するか否かを確認する確認部と、
を備えたことを特徴とする請求項2又は3記載のデータ原本性確保システム。 - 前記複数の保管部から前記分割データ、前記データ分割に関する管理情報、および前記分割識別データをそれぞれ読み出し、読み出した複数の分割データから秘密分散法により前記データ本体および前記識別データをそれぞれ復元するデータ復元部と、
復元されたデータ本体から前記識別データを再生成し、再生成された識別データと前記復元された識別データとが一致するか否かを確認する第1の確認部と、
前記複数の分割データそれぞれに対して、読み出した分割データおよびデータ分割に関する管理情報とを合わせたデータ全体から、前記分割識別データを再生成し、再生成された分割識別データと、読み出した前記分割識別データとが一致するか否かを確認する第2の確認部と、
を備えたことを特徴とする請求項4記載のデータ原本性確保システム。 - 前記複数の保管部から前記複数の分割データをそれぞれ読み出し、読み出した複数の分割データを、異なる組合せにより組み合わせて複数のデータを復元し、復元した複数のデータがそれぞれ一致するか否かを確認する復元確認部をさらに備えたことを特徴とする請求項1記載のデータ原本性確保システム。
- データを、その原本性を確保して保管するデータ原本性確保方法であって、
前記データを秘密分散法を用いて該データが復元できる複数の分割データにそれぞれ分割するステップと、
分割された複数の分割データをハードウェア的に独立した複数の保管装置にそれぞれ記憶するステップと、を備え、
前記秘密分散法は、
前記データを所定の長さ毎に区切って、複数の部分データを生成し、
前記複数の部分データの各々に対応して、前記データと同じ長さの乱数または前記データより短い長さの乱数を前記所定の長さ毎に区切って、複数の乱数部分データを生成し、
前記部分データと前記乱数部分データとの排他的論理和演算を行い、前記複数の分割データを生成する
ことを特徴とするデータ原本性確保方法。 - 前記分割ステップは、原本性確保対象となるデータ本体から、該データ本体をユニークに識別できる識別データを生成するステップと、
生成された識別データと前記データ本体とを結合した前記データを秘密分散法を用いて分割するステップと、
を備えたことを特徴とする請求項8記載のデータ原本性確保方法。 - データを、その原本性を確保して保管するためのデータ原本性確保用プログラムであって、
コンピュータに、
前記データを秘密分散法を用いて該データが復元できる複数の分割データにそれぞれ分割するデータ分割ステップと、
分割された複数の分割データを、該コンピュータが通信可能なハードウェア的に独立した複数の保管装置にそれぞれ送信して保管させる保管ステップと、を実行させ、
前記秘密分散法は、
前記データを所定の長さ毎に区切って、複数の部分データを生成し、
前記複数の部分データの各々に対応して、前記データと同じ長さの乱数または前記データより短い長さの乱数を前記所定の長さ毎に区切って、複数の乱数部分データを生成し、
前記部分データと前記乱数部分データとの排他的論理和演算を行い、前記複数の分割データを生成する
ことを特徴とするデータ原本性確保用プログラム。 - 前記データ分割ステップは、原本性確保対象となるデータ本体から、該データ本体をユニークに識別できる識別データを生成する識別データ生成ステップと、
生成された識別データと前記データ本体とを結合した前記データを秘密分散法を用いて分割する分割ステップと、
を備えることを特徴とする請求項10記載のデータ原本性確保用プログラム。 - 前記識別データ生成ステップは、前記識別データとして、前記データ本体を所定のハッシュ関数を用いてハッシュ値を生成することを特徴とする請求項11記載のデータ原本性確保用プログラム。
- 前記データ分割ステップは、分割された各分割データに、データ分割に関する管理情報を合わせたデータ全体から、該データ全体をユニークに識別できる分割識別データをそれぞれ生成し、
前記保管ステップは、前記複数の保管装置に、前記分割データ、前記データ分割に関する管理情報、および前記分割識別データをそれぞれ送信して保管させることを特徴とする請求項11又は12記載のデータ原本性確保用プログラム。 - 前記コンピュータに、
前記複数の保管装置から前記複数の分割データをそれぞれ読み出し、読み出した複数の分割データから秘密分散法により前記データ本体および前記識別データをそれぞれ復元するデータ復元ステップと、
復元されたデータ本体から前記識別データを再生成し、再生成された識別データと前記復元された識別データとが一致するか否かを確認する確認ステップと、
を実行させることを特徴とする請求項11又は12記載のデータ原本性確保用プログラム。 - 前記コンピュータに、
前記複数の保管装置から前記分割データ、前記データ分割に関する管理情報、および前記分割識別データをそれぞれ読み出し、読み出した複数の分割データから秘密分散法により前記データ本体および前記識別データをそれぞれ復元するデータ復元ステップと、
復元されたデータ本体から前記識別データを再生成し、再生成された識別データと前記復元された識別データとが一致するか否かを確認する第1の確認ステップと、
前記複数の分割データそれぞれに対して、読み出した分割データおよびデータ分割に関する管理情報とを合わせたデータ全体から、前記分割識別データを再生成し、再生成された分割識別データと、読み出した前記分割識別データとが一致するか否かを確認する第2の確認ステップと、
を実行させることを特徴とする請求項13記載のデータ原本性確保用プログラム。 - 前記コンピュータに、
前記複数の保管装置から前記複数の分割データをそれぞれ読み出し、読み出した複数の分割データを、異なる組合せにより組み合わせて複数のデータを復元し、復元した複数のデータがそれぞれ一致するか否かを確認する復元確認ステップを実行させることを特徴とする請求項10記載のデータ原本性確保用プログラム。
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