JPH10229391A - 秘密鍵管理方法及びその装置 - Google Patents
秘密鍵管理方法及びその装置Info
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- JPH10229391A JPH10229391A JP9029134A JP2913497A JPH10229391A JP H10229391 A JPH10229391 A JP H10229391A JP 9029134 A JP9029134 A JP 9029134A JP 2913497 A JP2913497 A JP 2913497A JP H10229391 A JPH10229391 A JP H10229391A
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 変換方式や計算式を秘密にすることなく、利
用者がパスワードを自由に設定できる。 【解決手段】 例えば１桁８ビットの８桁よりなるパス
ワードＰＳＷを入力し（Ｓ１）、ＰＳＷをａ1 ‖ａ2 ‖
ａ3 ‖ａ4 に例えば４分割し（Ｓ２１）、ａ1 、ａ2 、
ａ3 、ａ4 のビット毎のＸＯＲを取り（Ｓ２２）、その
結果Ｐを用いてｄ＝２p ｍｏｄ ＬR （ＬR は秘密鍵Ｒ
のビット長）を演算し（Ｓ２３）、乱数を生成して秘密
鍵Ｒとし、Ｒ′＝Ｒ×ＯＲ ＰＳＷ×２d を演算して記
憶情報Ｒ′を作り（Ｓ４）、これを記憶しておく、秘密
鍵Ｒを得るにはＲ＝Ｒ′×ＯＲ ＰＳＷ×２d を演算す
る。
用者がパスワードを自由に設定できる。 【解決手段】 例えば１桁８ビットの８桁よりなるパス
ワードＰＳＷを入力し（Ｓ１）、ＰＳＷをａ1 ‖ａ2 ‖
ａ3 ‖ａ4 に例えば４分割し（Ｓ２１）、ａ1 、ａ2 、
ａ3 、ａ4 のビット毎のＸＯＲを取り（Ｓ２２）、その
結果Ｐを用いてｄ＝２p ｍｏｄ ＬR （ＬR は秘密鍵Ｒ
のビット長）を演算し（Ｓ２３）、乱数を生成して秘密
鍵Ｒとし、Ｒ′＝Ｒ×ＯＲ ＰＳＷ×２d を演算して記
憶情報Ｒ′を作り（Ｓ４）、これを記憶しておく、秘密
鍵Ｒを得るにはＲ＝Ｒ′×ＯＲ ＰＳＷ×２d を演算す
る。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】この発明は、例えば暗号通信
やデジタル著名など暗号アルゴリズムに用いられる秘密
鍵を管理する秘密鍵管理方法および装置に関する。
やデジタル著名など暗号アルゴリズムに用いられる秘密
鍵を管理する秘密鍵管理方法および装置に関する。
【０００２】
【従来の技術】この発明で対象にしているパスワードの
安全性は人間に記憶している情報を入力としてシステム
側が何らかのチェックをして合否性を判定し、しかるの
ちに利用者が所望とする暗号通信やシステムへのログイ
ンが可能となるものである。これらの従来の技術では、
暗号通信あるいはデジタル署名などの暗号アルゴリズム
に用いる秘密鍵を個人が秘密裏に管理することを前提に
する。その秘密鍵は適当な素数であったり、乱数であっ
た。したがって、秘密裏に人間が管理しようとも、すな
わち人間の記憶を利用するようにしても、適当な素数と
いっても記憶するにはほど遠い困難なものである。
安全性は人間に記憶している情報を入力としてシステム
側が何らかのチェックをして合否性を判定し、しかるの
ちに利用者が所望とする暗号通信やシステムへのログイ
ンが可能となるものである。これらの従来の技術では、
暗号通信あるいはデジタル署名などの暗号アルゴリズム
に用いる秘密鍵を個人が秘密裏に管理することを前提に
する。その秘密鍵は適当な素数であったり、乱数であっ
た。したがって、秘密裏に人間が管理しようとも、すな
わち人間の記憶を利用するようにしても、適当な素数と
いっても記憶するにはほど遠い困難なものである。
【０００３】一方で、簡単に保存できる磁気ディスクに
秘密鍵を記憶する方法が考えられるが、この方法では磁
気ディスクの内容を読み出すことは容易であるから秘密
鍵を秘匿の状態で管理しているという事にはならず、セ
キュリテイ対策としては全くの片手落ちにならざるを得
ないという欠点があった。この点を改善すべく、秘密鍵
の一部をパスワードとして利用するものがある。この方
法では、パスワードの一部をパスワードとして切り離
し、残りの部分を秘密鍵として記憶しておく方法があっ
た。これは、非常に長い素数全体を記憶するのではな
く、一部分であれば（たとえば４桁の整数）それ程苦に
せずに記憶できるという発想にもとづく技術があった。
秘密鍵を記憶する方法が考えられるが、この方法では磁
気ディスクの内容を読み出すことは容易であるから秘密
鍵を秘匿の状態で管理しているという事にはならず、セ
キュリテイ対策としては全くの片手落ちにならざるを得
ないという欠点があった。この点を改善すべく、秘密鍵
の一部をパスワードとして利用するものがある。この方
法では、パスワードの一部をパスワードとして切り離
し、残りの部分を秘密鍵として記憶しておく方法があっ
た。これは、非常に長い素数全体を記憶するのではな
く、一部分であれば（たとえば４桁の整数）それ程苦に
せずに記憶できるという発想にもとづく技術があった。
【０００４】しかし、この方法ではパスワードの情報は
秘密鍵の一部であるため、人間が記憶すべきパスワード
は桁数が少なくてもまったく意味情報が加えられなくな
っているため、人間にとって記憶することには困難で不
便であった。さらに、言えばこの方法ではパスワード自
身を人間が自由に設定できるわけではなく、秘密鍵の一
部である、人間にとって無意味な情報を記憶しなければ
ならないと言う欠点があった。
秘密鍵の一部であるため、人間が記憶すべきパスワード
は桁数が少なくてもまったく意味情報が加えられなくな
っているため、人間にとって記憶することには困難で不
便であった。さらに、言えばこの方法ではパスワード自
身を人間が自由に設定できるわけではなく、秘密鍵の一
部である、人間にとって無意味な情報を記憶しなければ
ならないと言う欠点があった。
【０００５】また、変換方法を用いて人間が自由にパス
ワードを設定する方法も容易に考えることが出来るが、
この方法ではパスワードの変換方法あるいは計算式を秘
密にしなければならない欠点があり、秘密鍵を充分安全
な形で管理することが困難であった。
ワードを設定する方法も容易に考えることが出来るが、
この方法ではパスワードの変換方法あるいは計算式を秘
密にしなければならない欠点があり、秘密鍵を充分安全
な形で管理することが困難であった。
【０００６】
【発明が解決しようとする課題】この発明の目的は、記
憶されている情報から暗証番号、パスワードを類推する
ことが不可能であり、かつ、パスワードを自由に設定す
ることができ、人間が記憶しにくいということがなく、
パスワードを知る人のみが秘密鍵を生成することができ
る秘密鍵管理方法及びその装置を提供することにある。
憶されている情報から暗証番号、パスワードを類推する
ことが不可能であり、かつ、パスワードを自由に設定す
ることができ、人間が記憶しにくいということがなく、
パスワードを知る人のみが秘密鍵を生成することができ
る秘密鍵管理方法及びその装置を提供することにある。
【０００７】
【課題を解決するための手段】この発明の方法によれ
ば、パスワードを入力し、そのパスワードを予め決めた
手法で処理して合成位置を求め、つまりパスワードに依
存した合成位置を求め、秘密鍵中の上記合成位置に、パ
スワードを、元に戻すことが可能な方法で合成して記憶
情報を作り、この記憶情報を記憶しておく。秘密鍵を利
用する際にはパスワードを入力し、記憶情報作成時と同
様の手法で合成位置を求め、記憶情報のその合成位置に
パスワードを、先の合成とは逆の合成をして秘密鍵を得
る。
ば、パスワードを入力し、そのパスワードを予め決めた
手法で処理して合成位置を求め、つまりパスワードに依
存した合成位置を求め、秘密鍵中の上記合成位置に、パ
スワードを、元に戻すことが可能な方法で合成して記憶
情報を作り、この記憶情報を記憶しておく。秘密鍵を利
用する際にはパスワードを入力し、記憶情報作成時と同
様の手法で合成位置を求め、記憶情報のその合成位置に
パスワードを、先の合成とは逆の合成をして秘密鍵を得
る。
【０００８】このようにこの発明では秘密鍵を直接記憶
するのではなく、秘密鍵に対しパスワードをビット毎の
排他的論理和などで合成して埋め込み、しかもその埋め
込む位置をパスワードに基づいて変化する位置にし、そ
のパスワードを埋め込んだ秘密鍵を記憶情報とする。こ
れにより記憶情報は秘密鍵そのものではなく、かつ、パ
スワードが何らかの形で記憶されているが、その位置が
不明であるためパスワード自身、及び、秘密鍵を記憶情
報から割り出すことは不可能になる。したがって、正当
にパスワードが入力されない限り秘密鍵が再生されな
い。
するのではなく、秘密鍵に対しパスワードをビット毎の
排他的論理和などで合成して埋め込み、しかもその埋め
込む位置をパスワードに基づいて変化する位置にし、そ
のパスワードを埋め込んだ秘密鍵を記憶情報とする。こ
れにより記憶情報は秘密鍵そのものではなく、かつ、パ
スワードが何らかの形で記憶されているが、その位置が
不明であるためパスワード自身、及び、秘密鍵を記憶情
報から割り出すことは不可能になる。したがって、正当
にパスワードが入力されない限り秘密鍵が再生されな
い。
【０００９】こうすることにより、この発明は変換方式
あるいは計算式を秘密にする必要はなく、かつ、パスワ
ードを利用者が自由に設定できる。
あるいは計算式を秘密にする必要はなく、かつ、パスワ
ードを利用者が自由に設定できる。
【００１０】
【発明の実施の形態】いま秘密鍵をＲ、利用者のパスワ
ードをＰＳＷ、記憶情報をＲ′とする。ここで、秘密鍵
Ｒは例えば乱数生成により得られ、利用者のパスワード
ＰＳＷは利用者が自由に設定しかつ、秘密鍵を用いる際
の正当性については登録されることなどによって保証さ
れているものとする。記憶情報Ｒ′はパソコンあるいは
ＩＣカードなどに記憶される。
ードをＰＳＷ、記憶情報をＲ′とする。ここで、秘密鍵
Ｒは例えば乱数生成により得られ、利用者のパスワード
ＰＳＷは利用者が自由に設定しかつ、秘密鍵を用いる際
の正当性については登録されることなどによって保証さ
れているものとする。記憶情報Ｒ′はパソコンあるいは
ＩＣカードなどに記憶される。
【００１１】図１Ａに示すように以下の過程をとって秘
密鍵は管理される。まずパスワードＰＳＷを入力する
（Ｓ１）。次にパスワードＰＳＷを合成する合成位置を
パスワードＰＳＷに依存して求める（Ｓ２）。これは例
えばパスワードＰＳＷに対し下記の式（１）〜（３）を
順次実行して求める。
密鍵は管理される。まずパスワードＰＳＷを入力する
（Ｓ１）。次にパスワードＰＳＷを合成する合成位置を
パスワードＰＳＷに依存して求める（Ｓ２）。これは例
えばパスワードＰＳＷに対し下記の式（１）〜（３）を
順次実行して求める。
【００１２】 ＰＳＷ≡ａ1 ‖ａ2 ‖ａ3 ‖ａ4 （１） ｐ＝ａ1 （＋）ａ2 （＋）ａ3 （＋）ａ4 （２） ｄ＝２p （ｍｏｄ ＬR ） （３） Ｒ′＝Ｒ（＋）ＰＳＷ×２d （４） ここで、演算Ａ‖ＢはＡとＢのビット連結を意味し、従
って式（１）はパスワードＰＳＷのビット列を４分割し
てそれぞれをａi （ｉ＝１，２，３，４）とすることを
意味する。演算（＋）は排他的論理和、ＬR は秘密鍵Ｒ
のビット長（整数）を意味し、ＬR は本質的ではないが
公開すると仮定する。ｄを合成位置ｄと呼ぶことにす
る。
って式（１）はパスワードＰＳＷのビット列を４分割し
てそれぞれをａi （ｉ＝１，２，３，４）とすることを
意味する。演算（＋）は排他的論理和、ＬR は秘密鍵Ｒ
のビット長（整数）を意味し、ＬR は本質的ではないが
公開すると仮定する。ｄを合成位置ｄと呼ぶことにす
る。
【００１３】まず式（１）に示すようにパスワードＰＳ
Ｗを例えば４つのａ1 、ａ2 、ａ3及びａ4 に分割し
（Ｓ２１）、次に式（２）に示すようにこれら分割され
たａ1、ａ2 、ａ3 及びａ4 のそれぞれのビットごとの
排他的論理和を取り、その結果ｐを得る（Ｓ２２）。更
に式（３）に示すようにｐを用いて２のべき乗を作りこ
れに対し、秘密鍵ＲのビットＬR で法演算してその結果
として距離ｄを求める（Ｓ２３）。
Ｗを例えば４つのａ1 、ａ2 、ａ3及びａ4 に分割し
（Ｓ２１）、次に式（２）に示すようにこれら分割され
たａ1、ａ2 、ａ3 及びａ4 のそれぞれのビットごとの
排他的論理和を取り、その結果ｐを得る（Ｓ２２）。更
に式（３）に示すようにｐを用いて２のべき乗を作りこ
れに対し、秘密鍵ＲのビットＬR で法演算してその結果
として距離ｄを求める（Ｓ２３）。
【００１４】次に乱数Ｒを生成して秘密鍵Ｒを得る（Ｓ
３）、秘密鍵Ｒは予め生成しておいてもよい。その後、
秘密鍵Ｒの前記合成位置ｄにパスワードＰＳＷを合成す
る（Ｓ４）。例えば式（４）に示すように秘密鍵Ｒとパ
スワードＰＳＷの排他的論理和を取るが、そのビット位
置は距離ｄ分移動されて排他的論理和を取る。このよう
に秘密鍵ＲにパスワードＰＳＷをこれに依存した位置に
埋め込み合成して記憶情報Ｒ′を例えばパソコンに記憶
する（Ｓ５）。
３）、秘密鍵Ｒは予め生成しておいてもよい。その後、
秘密鍵Ｒの前記合成位置ｄにパスワードＰＳＷを合成す
る（Ｓ４）。例えば式（４）に示すように秘密鍵Ｒとパ
スワードＰＳＷの排他的論理和を取るが、そのビット位
置は距離ｄ分移動されて排他的論理和を取る。このよう
に秘密鍵ＲにパスワードＰＳＷをこれに依存した位置に
埋め込み合成して記憶情報Ｒ′を例えばパソコンに記憶
する（Ｓ５）。
【００１５】以上を総括すると、記憶情報Ｒ′は秘密鍵
ＲとパスワードＰＳＷから一意的に求められるもので、
秘密鍵ＲのＬｓｂ（Ｌｅａｓｔ ｓｉｇｎｉｆｉｃａｎ
ｔｂｉｔ；たとえば右端）から距離ｄはなれたところか
らＰＳＷ分のビットにたいしてパスワードとビット毎に
排他的論理和を取って出来るものである。また、距離ｄ
は上の式（２）、（３）に示すようにパスワードから計
算され、かつ秘密鍵Ｒのビット長以内におさめられる様
に法演算（ｍｏｄ）されるものである。
ＲとパスワードＰＳＷから一意的に求められるもので、
秘密鍵ＲのＬｓｂ（Ｌｅａｓｔ ｓｉｇｎｉｆｉｃａｎ
ｔｂｉｔ；たとえば右端）から距離ｄはなれたところか
らＰＳＷ分のビットにたいしてパスワードとビット毎に
排他的論理和を取って出来るものである。また、距離ｄ
は上の式（２）、（３）に示すようにパスワードから計
算され、かつ秘密鍵Ｒのビット長以内におさめられる様
に法演算（ｍｏｄ）されるものである。
【００１６】秘密鍵Ｒを用いる場合は、あらかじめ定め
たパスワードＰＳＷを正しく入力するし、式（５）に示
すように Ｒ＝Ｒ′（＋）ＰＳＷ×２d （５） 記憶情報Ｒ′とパスワードＰＳＷとの排他的論理和をＬ
ｓｂからｄビットだけ離れた所で行う。このようにすれ
ばＰＳＷは正しく得られ、従って、距離ｄも正しい値が
計算できるので、結果的に求めるべき秘密鍵Ｒが求めら
れることは式（４）から明らかである。すなわち、ＰＳ
Ｗから演算によって秘密鍵Ｒは一意に定められる。
たパスワードＰＳＷを正しく入力するし、式（５）に示
すように Ｒ＝Ｒ′（＋）ＰＳＷ×２d （５） 記憶情報Ｒ′とパスワードＰＳＷとの排他的論理和をＬ
ｓｂからｄビットだけ離れた所で行う。このようにすれ
ばＰＳＷは正しく得られ、従って、距離ｄも正しい値が
計算できるので、結果的に求めるべき秘密鍵Ｒが求めら
れることは式（４）から明らかである。すなわち、ＰＳ
Ｗから演算によって秘密鍵Ｒは一意に定められる。
【００１７】次に、この発明の装置の実現例について図
１Ｂに基づいて説明する。図１Ｂ中の→の近くにある
（１）は記憶情報Ｒ′を作成するときの信号の流れであ
る。この際の動作は次のようになる。まず、入力部１に
は数字、文字、記号などよりなるパスワードがキーボー
ド等からたとえば１桁が８ビットの８桁の入力パスワー
ド情報ＰＳＷとして一旦蓄えられた後、ビット分割部２
に入力される。ビット分割部２は、８桁のパスワードを
４分割し、ビット分割部の１６ビットの内部レジスタ２
1 、２2 、２3 及び２4 にそれぞれ蓄えられる。合成位
置計算部３ではビット分割部２の１６ビットの内部レジ
スタ２1 、２2 、２3 及び２4のそれぞれを排他的論理
和をとり、この結果ｐの値から式（３）による計算を行
い、合成位置ｄを求め、これを合成位置計算部３の内部
レジスタに記憶する。
１Ｂに基づいて説明する。図１Ｂ中の→の近くにある
（１）は記憶情報Ｒ′を作成するときの信号の流れであ
る。この際の動作は次のようになる。まず、入力部１に
は数字、文字、記号などよりなるパスワードがキーボー
ド等からたとえば１桁が８ビットの８桁の入力パスワー
ド情報ＰＳＷとして一旦蓄えられた後、ビット分割部２
に入力される。ビット分割部２は、８桁のパスワードを
４分割し、ビット分割部の１６ビットの内部レジスタ２
1 、２2 、２3 及び２4 にそれぞれ蓄えられる。合成位
置計算部３ではビット分割部２の１６ビットの内部レジ
スタ２1 、２2 、２3 及び２4のそれぞれを排他的論理
和をとり、この結果ｐの値から式（３）による計算を行
い、合成位置ｄを求め、これを合成位置計算部３の内部
レジスタに記憶する。
【００１８】いっぽう、秘密鍵生成部７はたとえば、乱
数発生器であり、この出力Ｒと入力部１の内部レジスタ
から呼び出したＰＳＷとを、合成位置ｄの出力に応じて
ｄビット分シフトレジスタでシフトして合成し、これを
記憶情報Ｒ′として記憶情報部４に記憶しておく。この
際、セキュリテイ管理上秘密鍵生成部７の出力が漏洩し
ないようにしておくことを前提とする。
数発生器であり、この出力Ｒと入力部１の内部レジスタ
から呼び出したＰＳＷとを、合成位置ｄの出力に応じて
ｄビット分シフトレジスタでシフトして合成し、これを
記憶情報Ｒ′として記憶情報部４に記憶しておく。この
際、セキュリテイ管理上秘密鍵生成部７の出力が漏洩し
ないようにしておくことを前提とする。
【００１９】図１Ｂ中の→の近くにある（２）は秘密鍵
合成時の信号の流れである。入力部１、ビット分割部２
及びビット合成位置計算部３の処理内容は、先に述べた
記憶情報作成時の作用と同じである。次に、秘密鍵合成
部５は、記憶情報部４の記憶情報Ｒ′と合成位置計算部
３の出力である合成位置ｄ及びパスワード情報ＰＳＷに
対し、式（５）による演算を施し、秘密鍵Ｒを生成し、
これを出力部６に出力する。
合成時の信号の流れである。入力部１、ビット分割部２
及びビット合成位置計算部３の処理内容は、先に述べた
記憶情報作成時の作用と同じである。次に、秘密鍵合成
部５は、記憶情報部４の記憶情報Ｒ′と合成位置計算部
３の出力である合成位置ｄ及びパスワード情報ＰＳＷに
対し、式（５）による演算を施し、秘密鍵Ｒを生成し、
これを出力部６に出力する。
【００２０】パスワードを知らない利用者がこの方法を
破ろうとして、記憶情報Ｒ′から秘密鍵Ｒを求めようと
するアタックを試みようとしてもこのシステムの安全性
が保証できることを示す。次のアタックが考えられるが
いづれの場合も安全であることが分かる。 （１）全てのパスワードＰＳＷを入力として式（１）〜
（３）、（５）を求める場合：この方法によって求め
た、秘密鍵Ｒはパスワードの個数と同一個存在する。こ
のため、一体どのＲが正しく暗号通信で使われる秘密鍵
かは、依然として分からない。すなわち、候補が同一個
数存在するという意味でパスワードの安全性と同一であ
る。 （２）距離ｄ別のアタックを行う場合：距離ｄの個数は
秘密鍵のビット長であるからパスワードの個数より小さ
い。これを根拠にアタックする事も考えられる。パスワ
ードを距離長によって分類して攻撃することも考えられ
る。しかし、これといっても、同一距離に含まれるパス
ワードの種類は複数個存在する。この場合ａｉのビット
長をＬａｉとして２Lai程度の個数は存在すると予測で
きる。従って、パスワードを確定することは依然として
不可能である。
破ろうとして、記憶情報Ｒ′から秘密鍵Ｒを求めようと
するアタックを試みようとしてもこのシステムの安全性
が保証できることを示す。次のアタックが考えられるが
いづれの場合も安全であることが分かる。 （１）全てのパスワードＰＳＷを入力として式（１）〜
（３）、（５）を求める場合：この方法によって求め
た、秘密鍵Ｒはパスワードの個数と同一個存在する。こ
のため、一体どのＲが正しく暗号通信で使われる秘密鍵
かは、依然として分からない。すなわち、候補が同一個
数存在するという意味でパスワードの安全性と同一であ
る。 （２）距離ｄ別のアタックを行う場合：距離ｄの個数は
秘密鍵のビット長であるからパスワードの個数より小さ
い。これを根拠にアタックする事も考えられる。パスワ
ードを距離長によって分類して攻撃することも考えられ
る。しかし、これといっても、同一距離に含まれるパス
ワードの種類は複数個存在する。この場合ａｉのビット
長をＬａｉとして２Lai程度の個数は存在すると予測で
きる。従って、パスワードを確定することは依然として
不可能である。
【００２１】なお、上述ではビット合成位置ｄを計算す
るに当たっては式（１）、（２）、（３）を用いて算出
したが、この合成位置をパスワードに依存して求める方
法は他の方法でもよい。たとえば、式（３）で２のべき
乗をすることなく、Ｐが示す数を合成位置としてもよ
い。あるいは、式（１）でパスワードを４分割にしてい
るが分割数は変えても良いし、あるいは分割をしなくて
もよい。また、式（２）ではビット毎の排他的論理和を
取っているが、その演算を乗算、論理積などにしても良
い。さらには、式（４）でＲ′を求めるのに排他的論理
和を取っているが、これも式（５）で逆変換される演算
であれば良いわけで、たとえば式（４）を加算にし、式
（６）を減算にしても良い。
るに当たっては式（１）、（２）、（３）を用いて算出
したが、この合成位置をパスワードに依存して求める方
法は他の方法でもよい。たとえば、式（３）で２のべき
乗をすることなく、Ｐが示す数を合成位置としてもよ
い。あるいは、式（１）でパスワードを４分割にしてい
るが分割数は変えても良いし、あるいは分割をしなくて
もよい。また、式（２）ではビット毎の排他的論理和を
取っているが、その演算を乗算、論理積などにしても良
い。さらには、式（４）でＲ′を求めるのに排他的論理
和を取っているが、これも式（５）で逆変換される演算
であれば良いわけで、たとえば式（４）を加算にし、式
（６）を減算にしても良い。
【００２２】
【発明の効果】以上説明したように、この発明によれば
記憶されている情報から秘密鍵を類推することも、かつ
パスワードを類推することも不可能な技術であり、安全
に秘密鍵を管理できる効果をもつ。具体的には、まず、
パスワードを利用者が自由に設定することができるの
で、従来方法のように人間に記憶しにくいという課題が
解決されている。
記憶されている情報から秘密鍵を類推することも、かつ
パスワードを類推することも不可能な技術であり、安全
に秘密鍵を管理できる効果をもつ。具体的には、まず、
パスワードを利用者が自由に設定することができるの
で、従来方法のように人間に記憶しにくいという課題が
解決されている。
【００２３】また、パスワードあるいは秘密鍵を直接記
憶情報としているわけではないので、秘密鍵を安全に記
憶装置の中に保存することができる。また、パスワード
を知る人のみが必要とする秘密鍵を生成する事ができる
方法になっており、従って従来の技術で問題になってい
た課題を解決することができる。最後に、上の実施例で
示したように記憶情報からパスワードあるいは秘密鍵を
割り出そうとする攻撃に対して安全である。
憶情報としているわけではないので、秘密鍵を安全に記
憶装置の中に保存することができる。また、パスワード
を知る人のみが必要とする秘密鍵を生成する事ができる
方法になっており、従って従来の技術で問題になってい
た課題を解決することができる。最後に、上の実施例で
示したように記憶情報からパスワードあるいは秘密鍵を
割り出そうとする攻撃に対して安全である。
【図１】Ａはこの発明の方法の実施例を示す流れ図、Ｂ
はこの発明の装置の実施例の機能構成を示すブロック図
である。
はこの発明の装置の実施例の機能構成を示すブロック図
である。
Claims (2)
- 【請求項１】 パスワードを入力し、 その入力されたパスワードを予め決めた手法で処理して
合成位置を求め、 秘密鍵中の上記合成位置に上記パスワードを、元に戻す
ことが可能な方法で合成して記憶情報を作り、 その記憶情報を記憶しておくことを特徴とする秘密鍵管
理方法。 - 【請求項２】 パスワードを入力する入力手段と、 上記入力されたパスワードを論理演算処理して合成位置
を求める合成位置計算手段と、 秘密鍵を生成する秘密鍵生成手段と、 上記生成された秘密鍵中の上記求めた合成位置に上記入
力されたパスワードを合成して記憶情報を生成する合成
手段と、 上記記憶情報を読出してその上記合成位置に上記入力さ
れたパスワードを、上記合成と逆の合成をして上記秘密
鍵を得る秘密鍵合成手段とを具備する秘密鍵管理装置。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP9029134A JPH10229391A (ja) | 1997-02-13 | 1997-02-13 | 秘密鍵管理方法及びその装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP9029134A JPH10229391A (ja) | 1997-02-13 | 1997-02-13 | 秘密鍵管理方法及びその装置 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH10229391A true JPH10229391A (ja) | 1998-08-25 |
Family
ID=12267829
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP9029134A Pending JPH10229391A (ja) | 1997-02-13 | 1997-02-13 | 秘密鍵管理方法及びその装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH10229391A (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2011004428A (ja) * | 2008-11-14 | 2011-01-06 | Oki Semiconductor Co Ltd | 秘密情報伝送方法、秘密情報伝送システム及び秘密情報送信装置 |
-
1997
- 1997-02-13 JP JP9029134A patent/JPH10229391A/ja active Pending
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2011004428A (ja) * | 2008-11-14 | 2011-01-06 | Oki Semiconductor Co Ltd | 秘密情報伝送方法、秘密情報伝送システム及び秘密情報送信装置 |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A131 | Notification of reasons for refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A131 Effective date: 20051122 |
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| A521 | Written amendment |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A523 Effective date: 20060120 |
|
| A02 | Decision of refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A02 Effective date: 20060322 |