JP2528895B2 - 公共通信用キ―管理方式 - Google Patents

公共通信用キ―管理方式

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JP2528895B2
JP2528895B2 JP62221800A JP22180087A JP2528895B2 JP 2528895 B2 JP2528895 B2 JP 2528895B2 JP 62221800 A JP62221800 A JP 62221800A JP 22180087 A JP22180087 A JP 22180087A JP 2528895 B2 JP2528895 B2 JP 2528895B2
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ザ、マニトバ、テレフオン、システム
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Description

【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明は例えば公共の切換形電話システム、無線通信
その他のような公開された通信系におけるキー管理方式
に関する。本発明は昭和61年特許願第48768号に示され
る技術の改良に関する。
この明細書に用いられる「キー」なる用語は確認、識
別、メッセージで暗号化、メッセージ確認あるいはデイ
ジタル署名に用いることの出来るコードあるいは数を言
う。本発明はその使用目的およびキーを記憶するメモリ
ラモジュールのそのような数値キーの取扱いおよび転送
のための技術に関する。
〔従来の技術〕
これら技術は暗号化、確認、識別、そしてまたはデイ
ジタル署名に使用出来る。低度の安全補償系ではメモリ
はその特定位置に関連した２個のランダムな数を記憶す
るだけでよい。高度の安全補償系では特定の位置に関連
した３個のランダム数を記憶する必要がある。
〔発明が解決しようとする問題点、問題点を解決するための手段および作用〕
本発明はキートランスファ装置（KTD）と呼ぶメモリ
モジュール内の記憶の伝送技術を主体としており、この
KTDはそれが読取られたときの指示を与える技術および
メモリから情報が消される状態を経過することなく正常
の伝送状態にそれが反転しないようにすることにより安
全保障を与えるものである。
ここに述べるキー管理の新しい方法は暗号キーが、ア
タッカにそのキーを発見するため使用出来るような情報
を与えることなく公開通信系（例えば電話、無線等）に
おいて交換または移転されるようにする。この方法は使
用中任意の時点で、きわめて経済的にそして最少の総合
管理費をもって非常な高速（１秒以下）のキー変更を可
能にする。
このキー管理方法の利点の一つはメッセージと共にあ
るいはユーザの確証に使用出来るデイジタル署名の形を
与えることが出来ることである。確証に用いられる場合
にはこのデイジタル署名はキー管理方法により与えられ
そして双方向での自動的確証が出来る点で特徴を有する
ものと同じ程度の通信へのアタックに対する能力を示
す。通常のダイアルアクセス確証形装置にこの方法を組
込む方法の説明はこの新しい方法の実用性および将来性
の説明にもなるものである。
キー管理システムの目的は確証、暗号およびデイジタ
ル署名機能を行うために用いられるキーの分布と制御の
ための手段を与えることである。キー管理方法は敵対的
な遠隔通信において安全保障を維持するために設けられ
るべきである。アタッカーが使用されるすべてのハード
ウエア、ソフトウエアおよびアルゴリズムおよびライン
タップからの情報の完全な知識を有しているものと仮定
してかかわねばならない。更にアタッカーは十分な財政
および技術的な資源を有しているものと考えねばならな
い。
現在のキー管理方式は物理的、アルゴリズム上、手法
上およびプロトコル制御についての組合せを用いた１個
または一対のマスターキーの保護に関して研究されてい
る。これら現在のシステムはプログラムされた電子的ハ
ードウエアの能力あるいは現代のメモリ技術の使用には
大きく依存していない、プログラムされた電子的ハード
ウエアはソフトウエア制御についてのフレキシビリテ
イ、高速動作および物理的保護能力を有するものである
から、これは興味のあることである。メモリをベースと
するシステムも著しいフレキシビリテイを与えそして、
価格が桁単位で低下するから費用の点で有利となりつつ
ある。
本発明のキー管理方式は非常に実用的なキー管理の解
決法の基本を形成するためにメモリとプログラムされた
ハードウエア技術の利点を利用する。この方法は分布暗
号化または確証キーの概念をKTDの分布のそれで置き変
えることを含んである。
KTDは数千あるいは数万個の略号または確証キーを記
憶し安全に移送するために用いられる。
更にKTDは限定されたプログラムルール群に従って非
常に限られた数の論理機能（ユーザが必要とするもの）
を実行することにより全キー管理プロセスにわたり分布
した演算制御を与えるものである。
代表的なKTDはマイクロプロセッサと、半導体メモリ
であるかあるいは他のメモリ技術を用いるか好適には揮
発性である大量のメモリと電源を通常のクレジットカー
ドよりいく分大きく重い程度安全パッケージ内に納めて
形成される。夫々のKTDは永久的に組込まれて変更不能
な固有の確認番号を有する。物理的な安全保障はこのパ
ッケージを侵害しようとするとKTDの内容が全体として
破壊されてしまうような方式となっている。
〔実施例および発明の効果〕
KTDのメモリは３つのコラム（行）に論理的に分割さ
れ、１つをアドレス、次をランダム数１およびランダム
数２に割当て、これらをここではつぎのごとくにa,R,
R′で夫々示すことによる。
コラムで示しているがアクセスは列で行う。アドレス
［ａ］は勿論論理的であり物理的メモリを必要としな
い。ランダム数１［Ｒ］はキー変換用の補正を与え、ラ
ンダム数２［Ｒ′］は通信されるメッセージの暗号変ま
では確証化用に用いられるキーである。
KTDは非常に限定されたプログラムルール群に従って
暗号化または確証キーの管理に関連する非常に限られた
論理タスク群を行う。ルール群はその応用により変わる
が、次に暗号化を確証のための基本的KTDの機能のリス
トを示す。KTD［］はベクトルまたはスカラ入力によるK
TDの動作を表わす。
KTD［０］は次の確証チャレンジのフェッチのためのK
TDインストラクションである。KTDはこのインストラク
ションに応じてベクトル［a,R］をもどす、KTDは各補正
チャレンジが固有となるようにアドレス［ａ］に１回だ
け（KTD［a,R′］は次のインストラクションとに許され
ることを除く）アクセスできるだけである。
KTD［a,R］は［Ｒ］がアドレス［ａ］に関連するラン
ダム１と同一のときにのみ［ａ］にに関連する暗号また
は確証キースカラ［Ｒ′］をフェッチするためのKTDイ
ンストラクション（すなわち絶対確証）である。このイ
ンストラクションは特定のアドレス［ａ］が他のインス
トラクションを介して前にアクセスされているがあるい
は特定のアドレス［ａ］がアクセスされた最後のアドレ
ス［ａ］より数値的に小さい場合には有効でない。
KTD［a,R′］はアドレス［ａ］に関連する確証キー
（チャレンジレスポンス）［Ｒ′］を評価するKTDイン
ストラクションである。このインストラクションは実行
された前のインストラクションがKTD［０］であり、そ
のインストラクション実行により生じるアドレスが
［ａ］と同一であるときにのみ有効である。KTDはこの
インストラクションに応じて論理値［評価されたもの］
または誤り［評価されないもの］をもどす。
KTD［00］は次の暗号までは確証キー群をフェッチす
るためのインストラクションである。KTDはこのインス
トラクションに応じてベクトル［a,R,R′］をもどす。K
TDは暗号または確証キーが夫々固有のものとなるように
夫々のアドレス［ａ］に１回だけアクセス出来る。
KTDキー発生およびプログラムプロセスは演算パラメ
ータと暗号および確証キーを有する特別はプログラム装
置を使用して行う。演算パラメータはエナブルドKTD機
能のサブセットおよび実際の暗号または確証ハードウェ
アを制御するための多数の変数を含んでいる。KTDの役
割により、他のユーザ確証データ、例えばパスワード、
レチナスキャン署名等、をKTDにプログラムすることが
出来る。
演算パラメータがKTDに入れられてしまうと、KTDプロ
グラム装置が所要群の真ランダム数を発生する。これら
ランダム数はKTDに記憶され、その後意図するユーザへ
の安全な移送の準備のために電子的にシールされる。キ
ー発生は勿論個人制限および安全ルームのような通常の
物理的保護を必要とする。
KTDのプログラム装置は電磁輻射等によりあるいは直
接に、その発生されたキーを人が読むことが出来ないよ
うに設計される。更に特定のランダム数群を用いるすべ
てのKTDがプログラムされてしまうと、これらランダム
は消印されて再び発生出来ない。
任意の数のキー群がそのメモリ容量の限界までKTDに
プログラム出来る。これらキーのランダム数は任意の桁
数でよい。ある場合には、同一のキー群ですべてプログ
ラムされたKTD群が必要である。また、１群内の１対のK
TDのみが同一であり、中央のKTDがすべての複数の異な
ったKTD群を含むようにしてもよい。
外的電子的立場からみればKTDは古典的な有限状態装
置ということが出来る。以下は移送中のキーの安全保障
をいかにして行うかを述べたものである。
状態＃１ これは工場出荷時のKTDのオリジナルな状態である。
この状態においてはKTDはKTDプログラム装置によるプロ
クラミングを必要とするキーブランク状態とみることが
出来る。演算パラメータと暗号または確証キーがKTDに
プログラムされてしまうと、この装置はKTDに状態＃２
への移行を信号により知らせることによりシールされ
る。
状態＃２ この状態においてKTDは電子的にシールされて部外者
が電子的照合によりKTDの内容にアクセス出来ないよう
になる。すべての演算パラメータは確証または暗号キー
と同様にアクセス不能である。唯一不可能な照合は秘密
でなく通常ケーシングに明確に印字されるKTD確認番号
についてのものである。
この電子的な安全保障はKTDの内容が物理的な方法で
は得られないようにする物理的安全保障により補完され
る。物理的保護はすべての内部メモリに関連した要素の
確証を生じさせることなく分解できないような方法でKT
Dをケースに入れることである。更にKTDの回路装置は外
部からのそのような試みが検知されたならKTDのメモリ
を消却するために物理的な安全保障制御をモニタ出来る
ように移送中活性状態となっている。これらの目安はい
くつかの手法上の注意（後述）と共に移送中（ボンデッ
ドクーリエのような）別の自己安全保障上の必要がない
程度にKTDの自己安全管理を可能にする。KTDは任意の低
コスト、低安全保障手段、場合によっては郵便でユーザ
に送ることができる。
ユーザに到着したならば、KTDはそれと共に使用する
ように設計された確証または暗号化装置に入れられる。
そのKTDは装置＃２にあるはずである。これが暗号また
は確証装置によりチェックされそしてユーザに報告され
る。KTDが状態＃３または＃４で到着したときには、こ
れは何者かがKTDにアクセスしようとしたのであり、従
って記憶されたキーの安全性が難しいものとなっている
ことの証拠である。しかしながら状態＃３への以降に関
連したKTD要件はKTDの汚染またはKTD分布の崩壊の可能
性を制限することを任意に困難なものとすることができ
る。状態＃３への以降は一方向確証KTD（後述）の所
有、パスワード、レチナスキャン、あるいは特定の暗号
化装置の所有のようなユーザの確証要件群のいくつかに
ついて条件づけされうるものである。
状態＃３ KTDが状態＃２として到着し、ユーザーがその確認を
充分に（所有、知識そしてまたは物理特性により）行う
ことができる場合には、関連する暗号または確証装置上
の１個のボタンによりそのKTDを状態＃３にさせる。こ
れはKTDの通常の動作状態であって暗号装置にキーを入
れることができる。この状態においてKTDの安全保証は
許された機能およびルール群（前述）プロトコルおよび
物理的安全保証に対する論理的忠実により決まるように
なる。場合によってはKTDがその暗号装置からはずされ
るとき状態＃４に入るように変更したKTDの使用が望ま
しい。
状態＃４ この状態に入ると、KTDはすべての暗号および確証シ
ール情報を消去する。この状態はKTDにより与えられる
物理的および論理的安全保証の関数として他の状態から
直接に入りうるという点で特有のものである。このKTD
が再プログラム不能に設計されていれば、KTDはこの状
態に永久にとどまり、部外者が絶対にKTDにアクセス
し、内容を読取り、再プログラムし、そして再シールす
ることができないようにする。そのようなKTDは特に１
個のKTDからより多くの情報を読取りうる場合の暗号化
に用いることができる。KTDが再プログラム可能である
場合、すなわち状態＃４（消去された）から＃１（プロ
グラム）に移行しうる場合には、KTDは一般に暗号化に
は用いられない。この場合には、この状態は部外者がKT
Dの読取りを試みたことを隠しておくことが出来ないよ
うにする。
かくしてKTDの演算および物理的保護特性が末端ユー
ザに対するその試みを少くとも明らかにすることなく部
外者が装置を読み取ろうとすることのないようにする。
許可されない受取人がKTDを読取り、再書込みを行い
そして再シール出来ないようにするために次の段階の内
の１つ以上が実行しうる。
（イ）KTDが完成する限られたコマンドを設けた１個のK
TDから情報のすべてをユーザが読とり得ないようにす
る。
（ロ）シールを解くことを困難にする。
（ハ）KTDが再書込みの回数を示す数を記憶する。
（ニ）状態＃６から＃１への任意の移行を不能とする。
ユーザ確証（所有による確証）をどのようにしてKTD
システムが与えるかの説明はKTDプロトコルに対する最
も簡単な手引である。セッション確証KTDは３つの機能K
TD［０］、KTD［a,R］およびKTD［a,R′］を許すために
エナブルされる。この例についてはセッションをつくり
たい２人のユーザがKTDをすでに与えられており、それ
らKTDが夫々そのメモリに前記のaRR′表に示すようなア
レイを有するようにこれらユーザーの内の一人によるプ
ログラムされたものと伝送する。
ユーザー＃２がユーザ＃１と共に確証されたセッショ
ンを発生しようとしており、KTDメモリのアドレス１が
既に使用されているとする。プロトコルは次のごとくで
ある。
（イ）ユーザ＃２がユーザ＃１を呼び出し（例えば電話
で）コネクションをつくる。
（ロ）ユーザ＃２の確証装置がKTD確認（この例えば＃0
02）をユーザ＃１に送る。
（ハ）ユーザ＃１が＃002を認識すれば、ユーザ＃１の
確証装置がベクトル［2,B］に応じたKTD［０］をリクエ
ストする。ユーザ＃１のKTSがアドレス２を使用された
ものとしてマークする。
（ニ）ユーザ＃１の確証装置が数値レンジごとに平文で
確証ベクトル［2,B］をユーザ＃２に送る。
（ホ）ユーザ＃２の確証装置がベクトル［2,B］を受け
てスカラ［Ｂ′］に応じたKTD［2,B］をリクエストす
る。ユーザ＃２のKTDがアドレス２を使用不能としてマ
ークする。この時点でユーザ＃１はユーザ＃２に対し確
証されている。
（ヘ）ユーザ＃２の確証装置がスカラ［Ｂ′］を上記の
数値チャレンジに対する解として平文でユーザ＃１に送
る。
（ト）ユーザ＃１の確証装置がKTD［2,B］をリクエスト
する。これは［Ｂ′］がKTDアドレス２に関連した確証
キーであることの論理は真［評価］あるいは勿論誤レス
ポンスが入った場合には論理的誤に応じたものである。
ユーザ＃１のKTD付アドレス２を使用不能としてマーク
する。この時点でユーザ＃２がユーザ＃１に対して確証
されている。
それ故、このキー管理システムは簡単な平文の処理を
用いて本質的に同時に２方向（ユーザからホストへそし
てホストからユーザへ）の確証を与える能力を有する。
さらに、この確証はKTDの物理的安全保証が維持されれ
ていれば所有にもとづくユーザのセッション確証の関係
における通信系にもとづくアタックに対して不滅となる
特性を有する。
この確証の絶対的形態は公開通信系での暗号キー案全
な交換についてのKTDキー管理の使用に対し基本的なも
のである。
ユーザ＃１が上記の交換の段階（ニ）の伝送に対し平
文メッセージを結びつけているならば、ユーザ＃１はの
そのメッセージで一つのディジタル署名を有効に与えた
ことになる。メッセージ自体は確証されない（交換、変
更または削除）が、ユーザ＃２はそのメッセージがユー
ザ＃１からのであることを絶対的に確認することができ
る。更に、ユーザ＃２からのスカラレスポンス［Ｂ′］
はユーザ＃１に対する評価可能な平文受領証として作用
する。
暗号化は確証キーの交換用のKTDによるキー管理シス
テムのプロトコルを例により説明する。目的に使用され
るKTDは２つの機能、KTD［00］とKTD［a,R］を可能にす
るだけでよい。残りの２機能KTD［０］とKTD［a,R′］
は通常セッション確証またはメッセージ受領を容易にし
うるようにされる。
暗号化または確証化されたメッセージを交換しようと
する２人のユーザが前述のaRR′アレイにより適性にプ
ログラムされたKTDをすでに受けており、確証されたセ
ッションがすでにつくられているとする。
ユーザ＃１が＃２に暗号がしたメッセージを送ろうと
しており、KTDのアドレスがすでに使用されたものとす
る。プロトコルは次の通りである。
（イ）ユーザ＃１の暗号化装置がベクトル［2,B,B′］
に対するKTD［00］をリクエストする。ユーザ＃１のKTD
がアドレス２を使用不能としてマークする。
（ロ）ユーザ＃１の暗号装置が暗号キーとしてＢ′を用
い（暗号アルゴリズムが必要であれば）平文メッセージ
Ｐを暗号化してベクトル［EB,（Ｐ）］をつくる。
（ハ）ユーザ＃２の暗号装置［EB,（Ｐ）］［2,B］を受
け、スカラ［2,B］をリクエストする。ユーザ＃２のKTD
がアドレス＃２を使用不能としてマークする。
また、ユーザ＃２はここでそのメッセージがユーザ＃
１からのものであることを確認できる。
（ホ）ユーザ＃２の暗号装置がメッセージDB［EB,
（Ｐ）］＝Ｐを暗号化する。
この簡単な例は、いかにKTDによるキー管理システム
が暗号化されていてもキーを明らかにすることなく暗号
キーの選択と連絡するかを示している。更に、上記のプ
ロトコルを利用する夫々の処理がディジタル署名の形を
有することを示している。
変更することなくしてはKTDによるキー管理システム
は、メッセージの確証または暗号化を用いるときディジ
タル署名を与えることは出来ない。インストラクション
KTD［00］はベクトル［a,R,R′］に応じるから、一方の
ユーザは彼に対するメッセージをつくり出すに充分な情
報を有し、これが同じようにプログラムされたKTDを用
いる他のものにより送られたことを主張することができ
る。
この解法は他のランダム数の行を含むようにKTDのメ
モリ構成を変えることである。夫々のKTDのメモリエン
トリはベクトル［a,R,R′,R″］である。またインスト
ラクションKTD［a,R］の結果がベクトル［ｒ′,R″］
（スカラ［ｒ′］の代りに）をもどすようにセットされ
たKTDの機能ルールを変え、そしてＲ″入力の論理評価
をもどす（最後のインストラクションがKTD［00］であ
った場合のみ）インストラクションKTD［a,R″］を加え
る必要がある。インストラクションKTD［00］はベクト
ル［a,R,R′］をもどすのみである。
それ故、送出側は受信側が実際にメッセージを受けた
ならば、Ｒ″を得ることが出来、そして受信側が実際に
メッセージを送ったときにＲ″を得ることが出来る。１
個のみの受信が実際に使用されそしてディジタル署名が
平文処理の部分とに与えられる。
発生専用確認KTDは結果［Ｒ′］またはエラーを発生
する単一機能能力KTD［a,R］のみを有する。この機能に
適用しうる標準ルールは与えられた［ａ］に対し１回の
試みがなされうることである。そのようなKTDの特徴は
それが移送中付加的な安全保障を与えるということであ
る。一方向確証KTDをインタセプトする者はそれがシー
ルされていなくとも（状態＃３）任意の情報へのアクセ
スのためには整合した通常のKTDを有していなければな
らない。
２以上の等しい回路節がKTDによるキー管理法を用い
て通信しようとする場合には夫々の節は必然的に安全確
証された通信が行われる他の節（対となったもの）の夫
々について固有にプログラムされたKTDを備えなければ
ならない。これはコンピュータ内に数百台のKTDを備え
ることを意味するのではなく、むしろ現存のマスメモリ
技術を利用した大型KTDを使用すればよい。それ故、各
回路節は大型でなくてはならないが１個のKTDを備えて
いればよい。
このように、Ｎ個の等しい節を有する回路については
夫々（Ｎ−１）個のプログラムされたKTDキー群を有す
るＮ個の大型KTDがあればよい。Ｎ個を越えると（Nx
（Ｎ≧１）/2）個の固有のKTDキー群が必要である。
これら大型KTDは分配につき物理的な保護を行うには
より困難がともなう。この問題は付加的な物理的保護を
行うか、大型KTDについての情報を発生専用確証KTD内に
記憶されるキーで暗号化することにより解決される。
【図面の簡単な説明】
第１図は本発明の一実施例の説明図である。

Claims (9)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】独立した、可搬ユニットとしてのメモリモ
    ジュールの外側保護体を形成するケーシングと、このモ
    ジュールにより安全保障システムに電気的に接続しうる
    上記ケーシング内の電気的接続装置と、上記ケーシング
    内のメモリと、上記モジュールが上記安全保障システム
    から離されるとき上記メモリ内の情報を保存するように
    ケーシング内に配置される装置と、ロジック制御回路と
    からなり、上記メモリが複数のランダムな数群を記憶し
    ており、各群の数には上記メモリの論理アドレスにおい
    て一群として関連するようになっており、上記ロジック
    制御回路が上記群内のランダム数に対するアクセスを制
    御する固定したルール群を限定するごとくなったことを
    特徴とする、安全保障システムで用いるための複数の数
    値キーを記憶しそして移送するためのメモリモジュー
    ル。
  2. 【請求項２】前記ロジック制御回路は前記メモリ内の１
    群の１個のアドレスを示す信号とそのアドレスの最後に
    関連する１個のランダム数とを受け、この１個のランダ
    ム数と夫々のアドレスに記憶された１個のランダム数を
    比較しそして両者が一致したときのみ上記アドレスに関
    連した他のランダム数を与えるように構成されている、
    特許請求の範囲第１項記載のメモリモジュール。
  3. 【請求項３】前記ロジック制御回路は前記ルール群が下
    記の事項を含むごとくなった特許請求の範囲第１項記載
    のメモリモジュール。 （イ） 上記メモリモジュールはインストラクションに
    より、次のアドレスを示す信号とそのアドレスに関連す
    る前記１個のランダム数を与える。 （ロ） 前記他のランダム数となる信号が与えられたと
    き、この信号を上記次のアドレスに関連する上記他のラ
    ンダム数と比較しそして上記他のランダム数に関する情
    報を与えることなく一致を示す信号または不一致を示す
    信号を与える。 （ハ） 一つのランダム数群および関連する特定のアド
    レスが前に使用されていないときそのアドレスに関連す
    る上記ランダム数群のみを用いる。
  4. 【請求項４】前記第２ユニットの前記メモリラモジュー
    ルは前記アドレスが前に使用されていないときに上記ア
    ドレスに関連する前記他のランダム数のみを与えるごと
    くなった特許請求の範囲第３項記載のメモリモジュー
    ル。
  5. 【請求項５】前記ロジック制御回路は、下記の固定ルー
    ルを与えるごとくなった特許請求の範囲第１項記載のメ
    モリモジュール。 （イ） インストラクションにより次のアドレスおよび
    そのアドレスに関連した１個のランダム数を示す信号を
    与える。 （ロ） １つのアドレスとそのアドレスに関連する上記
    ランダム数を示す信号があると、そのアドレスに関連し
    た他のランダム数を与える。 （ハ） （イ）が行われたら、（ロ）を行わない。 （ニ） （イ）が行われたら、他の信号により、その信
    号と上記アドレスの上記他のランダム数とを比較してそ
    の一致または不一致を示す信号を与える。 （ホ） 前に用いられているアドレスについては（イ）
    または（ロ）をくり返さない。
  6. 【請求項６】下記段階からなるサービスの滞在的ユーザ
    を確証する方法。 （イ） 夫々通信媒体を介して他と通信するための装置
    と前記特許請求の範囲第１項乃至第５項記載のメモリモ
    ジュールを有する、サービスに関連した第１ユニットと
    ユーザに関連した第２ユニットを設ける段階。 （ロ） 上記メモリモジュールに前記複数群のランダム
    数を記憶させる段階。各群の数は上記メモリ内の１つの
    論理アドレスにおいて、１群として共に論理的に関連
    し、第１ユニットのメモリモジュール内の上記群のラン
    ダム数に関連するアドレスは第１動作サイクルにおいて
    第２ユニットのモジュールのそれと同一である。 （ハ） 上記第１ユニットのメモリモジュールから夫々
    のアドレスにおける上記群の１つのランダム数の内の１
    個を抽出し上記１個のランダム数を上記第２ユニットに
    通知する段階。 （ニ） 第２ユニットからの受信信号と上記群の１つの
    ランダム数の他の１個と比較する段階。 （ホ） 上記受信信号と上記他の１個とが一致したとき
    のみユーザの確証を与える段階。 （ヘ） 以降の夫々の動作サイクルにおいて、第１ユニ
    ットのメモリモジュール内の夫々の群から１個のランダ
    ム数を抽出し、そして、第２ユニットにおいて第１ユニ
    ットからのそのランダム数を受けてそのメモリモジュー
    ルからその群のランダム数の内の他の１個を抽出する段
    階。
  7. 【請求項７】前記群のすべてまたは予定の部分がそこか
    ら前記１個のランダム数の抽出により使用されていると
    きを示す段階を共に含む特許請求の範囲第６項記載の方
    法。
  8. 【請求項８】前記１個のランダム数の同様の形を有する
    が異っている信号が第２ユニットに入るとき、前記他の
    １個のランダム数と同様の形の信号を発生する段階を共
    に含む、特許請求の範囲第６項または第７項記載の方
    法。
  9. 【請求項９】下記段階を特徴とする安全保障情報伝送方
    法。 （イ） 夫々通信媒体により他と通信するための装置と
    特許請求の範囲第１項乃至第５項の１に記載するメモリ
    モジュールを有する情報を伝送する第１ユニットと情報
    を受信する第２ユニットを設ける段階。 （ロ） 上記メモリモジュールの夫々に前記複数群のラ
    ンダム数を記憶させる段階。各群の数はそのメモリ内の
    １つの論理アドレスにおいて群として共に論理的に関連
    し、第１ユニットのモジュール内のこれら群内のランダ
    ム数と関連するアドレスは第２ユニットのモジュールの
    それらと第１動作サイクルにおいては同一である。 （ハ） 第１ユニットのメモリモジュールから夫々のア
    ドレスにおける上記群の１から第１および第２ランダム
    数を抽出する段階。 （ニ） 上記第１ランダム数および、その使用によりア
    ルゴリズムをもって作用された前記情報を含む連鎖した
    メッセージを発生する段階。 （ホ） このメッセージを第２ユニットに伝送する段
    階。 （ヘ） 以降の各動作サイクルにおいて、メモリモジュ
    ール内の異った群からランダム数を抽出し、第１ユニッ
    トからの上記第１ランダム数を含む上記メッセージによ
    り第２ユニットのメモリモジュールから上記群からの１
    個のランダム数を抽出し、そして抽出されたランダム数
    を用いて上記メッセージにアルゴリズムをもって作用さ
    せる段階。
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