情報処理装置、署名生成装置、情報処理方法、署名生成方法、及びプログラム
【課題】少ないメモリで高い安全性を有する効率的な公開鍵認証方式及び電子署名方式を実現すること。
【解決手段】
シードから乱数の組を発生させる乱数生成部と、環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及び署名鍵ｓ∈Ｋｎを用いて文書Ｍに対する電子署名を生成する署名生成部と、前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者へと前記電子署名を提供する署名提供部と、を備え、前記署名生成部は、記憶装置に前記シードを格納し、前記電子署名の生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、署名生成装置が提供される。
【解決手段】
シードから乱数の組を発生させる乱数生成部と、環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及び署名鍵ｓ∈Ｋｎを用いて文書Ｍに対する電子署名を生成する署名生成部と、前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者へと前記電子署名を提供する署名提供部と、を備え、前記署名生成部は、記憶装置に前記シードを格納し、前記電子署名の生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、署名生成装置が提供される。
【発明の詳細な説明】
【技術分野】
【０００１】
本技術は、情報処理装置、署名生成装置、情報処理方法、署名生成方法、及びプログラムに関する。
【背景技術】
【０００２】
情報処理技術や通信技術の急速な発展に伴い、公文書、私文書を問わず、文書の電子化が急速に進んでいる。これに伴い、多くの個人や企業は、電子文書の安全管理に大きな関心を寄せている。こうした関心の高まりを受け、各方面で電子文書の盗聴や偽造等のタンパリング行為に対する対抗策が盛んに研究されるようになってきた。電子文書の盗聴に対しては、例えば、電子文書を暗号化することにより安全性が確保される。また、電子文書の偽造に対しては、例えば、電子署名を利用することにより安全性が確保される。但し、利用する暗号や電子署名が高いタンパリング耐性を有していなければ、十分な安全性が保証されない。
【０００３】
電子署名は、電子文書の作成者を特定するために利用される。そのため、電子署名は、電子文書の作成者しか生成できないようにすべきである。仮に、悪意ある第三者が同じ電子署名を生成できてしまうと、その第三者が電子文書の作成者に成りすますことができてしまう。つまり、悪意ある第三者により電子文書が偽造されてしまう。こうした偽造を防止するため、電子署名の安全性については様々な議論が交わされてきた。現在広く利用されている電子署名方式としては、例えば、ＲＳＡ署名方式やＤＳＡ署名方式などが知られている。
【０００４】
ＲＳＡ署名方式は、「大きな合成数に対する素因数分解の困難性（以下、素因数分解問題）」を安全性の根拠とする。また、ＤＳＡ署名方式は、「離散対数問題に対する解の導出の困難性」を安全性の根拠とする。これらの根拠は、古典的なコンピュータを利用して素因数分解問題や離散対数問題を効率的に解くアルゴリズムが存在しないことに起因する。つまり、上記の困難性は、古典的なコンピュータにおける計算量的な困難性を意味する。しかしながら、量子コンピュータを用いると、素因数分解問題や離散対数問題に対する解答が効率的に算出されてしまうと言われている。
【０００５】
現在利用されている電子署名方式や公開鍵認証方式の多くは、ＲＳＡ署名方式やＤＳＡ署名方式と同様、素因数分解問題や離散対数問題の困難性に安全性の根拠をおいている。そのため、こうした電子署名方式や公開鍵認証方式は、量子コンピュータが実用化された場合に、その安全性が確保されないことになる。そこで、素因数分解問題や離散対数問題など、量子コンピュータにより容易に解かれてしまう問題とは異なる問題に安全性の根拠をおく新たな電子署名方式及び公開鍵認証方式の実現が求められている。量子コンピュータにより容易に解くことが難しい問題としては、例えば、多変数多項式問題がある。
【０００６】
多変数多項式問題に安全性の根拠をおく電子署名方式としては、例えば、ＭＩ（Ｍａｔｓｕｍｏｔｏ−Ｉｍａｉ ｃｒｙｐｔｏｇｒａｐｈｙ）、ＨＦＥ（Ｈｉｄｄｅｎ Ｆｉｅｌｄ Ｅｑｕａｔｉｏｎ ｃｒｙｐｔｏｇｒａｐｈｙ）、ＯＶ（Ｏｉｌ−Ｖｉｎｅｇａｒ ｓｉｇｎａｔｕｒｅ ｓｃｈｅｍｅ）、ＴＴＭ（Ｔａｍｅｄ Ｔｒａｎｓｆｏｒｍａｔｉｏｎ Ｍｅｔｈｏｄ ｃｒｙｐｔｏｇｒａｐｈｙ）に基づく方式が知られている。例えば、下記の非特許文献１、２には、ＨＦＥに基づく電子署名方式が開示されている。
【先行技術文献】
【非特許文献】
【０００７】
【非特許文献１】Ｊａｃｑｕｅｓ Ｐａｔａｒｉｎ Ａｓｙｍｍｅｔｒｉｃ Ｃｒｙｐｔｏｇｒａｐｈｙ ｗｉｔｈ ａ Ｈｉｄｄｅｎ Ｍｏｎｏｍｉａｌ． ＣＲＹＰＴＯ １９９６， ｐｐ．４５−６０．
【非特許文献２】Ｐａｔａｒｉｎ， Ｊ．， Ｃｏｕｒｔｏｉｓ， Ｎ．， ａｎｄ Ｇｏｕｂｉｎ， Ｌ． ＱＵＡＲＴＺ， １２８−Ｂｉｔ Ｌｏｎｇ Ｄｉｇｉｔａｌ Ｓｉｇｎａｔｕｒｅｓ． Ｉｎ Ｎａｃｃａｃｈｅ，Ｄ．， Ｅｄ． Ｔｏｐｉｃｓ ｉｎ Ｃｒｙｐｔｏｌｏｇｙ − ＣＴ−ＲＳＡ ２００１ （Ｓａｎ Ｆｒａｎｃｉｓｃｏ， ＣＡ， ＵＳＡ， Ａｐｒｉｌ ２００１）， ｖｏｌ． ２０２０ ｏｆ Ｌｅｃｔｕｒｅ Ｎｏｔｅｓ ｉｎ Ｃｏｍｐｕｔｅｒ Ｓｃｉｅｎｃｅ， Ｓｐｒｉｎｇｅｒ−Ｖｅｒｌａｇ．， ｐｐ．２８２−２９７．
【発明の概要】
【発明が解決しようとする課題】
【０００８】
上記の通り、多変数多項式問題は、量子コンピュータを用いても解くことが困難なＮＰ困難問題と呼ばれる問題の一例である。通常、ＨＦＥなどに代表される多変数多項式問題を利用した公開鍵認証方式は、特殊なトラップドアが仕込まれた多次多変数連立方程式を利用している。例えば、ｘ１，…，ｘｎに関する多次多変数連立方程式Ｆ（ｘ１，…，ｘｎ）＝ｙと線形変換Ａ及びＢが用意され、線形変換Ａ及びＢが秘密に管理される。この場合、多次多変数連立方程式Ｆ、線形変換Ａ及びＢがトラップドアとなる。
【０００９】
トラップドアＦ，Ａ，Ｂを知っているエンティティは、ｘ１，…，ｘｎに関する方程式Ｂ（Ｆ（Ａ（ｘ１，…，ｘｎ）））＝ｙ’を解くことができる。一方、トラップドアＦ，Ａ，Ｂを知らないエンティティは、ｘ１，…，ｘｎに関する方程式Ｂ（Ｆ（Ａ（ｘ１，…，ｘｎ）））＝ｙ’を解くことができない。この仕組みを利用することにより、多次多変数連立方程式の解答困難性を安全性の根拠とする公開鍵認証方式や電子署名方式が実現される。
【００１０】
上記の通り、こうした公開鍵認証方式や電子署名方式を実現するには、Ｂ（Ｆ（Ａ（ｘ１，…，ｘｎ）））＝ｙを満たすような特殊な多次多変数連立方程式を用意する必要がある。また、署名生成時に多次多変数連立方程式Ｆを解く必要がある。そのため、利用可能な多次多変数連立方程式Ｆは、比較的容易に解けるものに限られていた。すなわち、これまでの方式においては、比較的容易に解ける３つの関数（トラップドア）Ｂ、Ｆ、Ａを合成した形の多次多変数連立方程式Ｂ（Ｆ（Ａ（ｘ１，…，ｘｎ）））＝ｙしか用いることができず、十分な安全性を確保することが難しかった。
【００１１】
本技術は、上記の事情に鑑みて、効率的に解く手段（トラップドア）が知られていない多次多変数連立方程式を用いて高い安全性を有する効率的な公開鍵認証方式又は電子署名方式を少ないメモリで実現することが可能な、新規かつ改良された情報処理装置、署名生成装置、情報処理方法、署名生成方法、及びプログラムの提供を意図して考案されたものである。
【課題を解決するための手段】
【００１２】
本技術のある観点によれば、シードから乱数の組を発生させる乱数生成部と、環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するメッセージ生成部と、前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するメッセージ提供部と、ｋ通り（ｋ≧３）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供する回答提供部と、を備え、前記ベクトルｓは秘密鍵であり、前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、前記メッセージは、前記公開鍵及び前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、前記メッセージ生成部は、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、情報処理装置が提供される。
【００１３】
また、本技術の別の観点によれば、シードから乱数の組を発生させる乱数生成部と、環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するメッセージ生成部と、前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するメッセージ提供部と、前記検証者がランダムに選択した第１の情報及び前記メッセージを生成する際に得られる第２の情報を用いて第３の情報を生成する中間情報生成部と、前記検証者に前記第３の情報を提供する中間情報提供部と、ｋ通り（ｋ≧２）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供する回答提供部と、を備え、前記ベクトルｓは秘密鍵であり、前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、前記メッセージは、前記公開鍵、前記第１の情報、前記第３の情報、前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、前記メッセージ生成部は、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、情報処理装置が提供される。
【００１４】
また、本技術の別の観点によれば、シードから乱数の組を発生させる乱数生成部と、環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及び署名鍵ｓ∈Ｋｎを用いて文書Ｍに対する電子署名を生成する署名生成部と、前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者へと前記電子署名を提供する署名提供部と、を備え、前記署名生成部は、記憶装置に前記シードを格納し、前記電子署名の生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、署名生成装置が提供される。
【００１５】
また、本技術の別の観点によれば、シードから乱数の組を発生させるステップと、環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するステップと、前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するステップと、ｋ通り（ｋ≧３）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供するステップと、を含み、前記ベクトルｓは秘密鍵であり、前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、前記メッセージは、前記公開鍵及び前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、前記生成するステップでは、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する処理が実行される、情報処理方法が提供される。
【００１６】
また、本技術の別の観点によれば、シードから乱数の組を発生させるステップと、環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するステップと、前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するステップと、前記検証者がランダムに選択した第１の情報及び前記メッセージを生成する際に得られる第２の情報を用いて第３の情報を生成するステップと、前記検証者に前記第３の情報を提供するステップと、ｋ通り（ｋ≧２）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供するステップと、を含み、前記ベクトルｓは秘密鍵であり、前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、前記メッセージは、前記公開鍵、前記第１の情報、前記第３の情報、前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、前記メッセージを生成するステップでは、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する処理が実行される、情報処理方法が提供される。
【００１７】
また、本技術の別の観点によれば、シードから乱数の組を発生させるステップと、環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及び署名鍵ｓ∈Ｋｎを用いて文書Ｍに対する電子署名を生成するステップと、前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者へと前記電子署名を提供するステップと、を含み、前記生成するステップでは、記憶装置に前記シードを格納し、前記電子署名の生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する処理が実行される、署名生成方法が提供される。
【００１８】
また、本技術の別の観点によれば、シードから乱数の組を発生させる乱数生成機能と、環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するメッセージ生成機能と、前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するメッセージ提供機能と、ｋ通り（ｋ≧３）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供する回答提供機能と、をコンピュータに実現させるためのプログラムであり、前記ベクトルｓは秘密鍵であり、前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、前記メッセージは、前記公開鍵及び前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、前記メッセージ生成機能は、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、プログラムが提供される。
【００１９】
また、本技術の別の観点によれば、シードから乱数の組を発生させる乱数生成機能と、環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するメッセージ生成機能と、前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するメッセージ提供機能と、前記検証者がランダムに選択した第１の情報及び前記メッセージを生成する際に得られる第２の情報を用いて第３の情報を生成する中間情報生成機能と、前記検証者に前記第３の情報を提供する中間情報提供機能と、ｋ通り（ｋ≧２）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供する回答提供機能と、をコンピュータに実現させるためのプログラムであり、前記ベクトルｓは秘密鍵であり、前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、前記メッセージは、前記公開鍵、前記第１の情報、前記第３の情報、前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、前記メッセージ生成機能は、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、プログラムが提供される。
【００２０】
また、本技術の別の観点によれば、シードから乱数の組を発生させる乱数生成機能と、環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及び署名鍵ｓ∈Ｋｎを用いて文書Ｍに対する電子署名を生成する署名生成機能と、前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者へと前記電子署名を提供する署名提供機能と、をコンピュータに実現させるためのプログラムであり、前記署名生成機能は、記憶装置に前記シードを格納し、前記電子署名の生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、プログラムが提供される。
【００２１】
また、本技術の別の観点によれば、上記のプログラムが記録された、コンピュータにより読み取り可能な記録媒体が提供される。
【００２２】
また、本技術の別の観点によれば、上記のプログラムが記録された、コンピュータにより読み取り可能な記録媒体が提供される。
【発明の効果】
【００２３】
以上説明したように本技術によれば、効率的に解く手段（トラップドア）が知られていない多次多変数連立方程式を用いて、高い安全性を有する効率的な公開鍵認証方式又は電子署名方式を実現することが可能になる。
【図面の簡単な説明】
【００２４】
【図１】公開鍵認証方式に係るアルゴリズムの構成について説明するための説明図である。
【図２】電子署名方式に係るアルゴリズムの構成について説明するための説明図である。
【図３】ｎパスの公開鍵認証方式に係るアルゴリズムの構成について説明するための説明図である。
【図４】３パスの公開鍵認証方式に係る効率的なアルゴリズムについて説明するための説明図である。
【図５】３パスの公開鍵認証方式に係る効率的なアルゴリズムの並列化について説明するための説明図である。
【図６】５パスの公開鍵認証方式に係る効率的なアルゴリズムの構成例について説明するための説明図である。
【図７】５パスの公開鍵認証方式に係る効率的なアルゴリズムの並列化について説明するための説明図である。
【図８】３パスの公開鍵認証方式に係る効率的なアルゴリズムを電子署名方式のアルゴリズムに変形する方法について説明するための説明図である。
【図９】５パスの公開鍵認証方式に係る効率的なアルゴリズムを電子署名方式のアルゴリズムに変形する方法について説明するための説明図である。
【図１０】３パス方式に係る中間変数の管理方法について説明するための説明図である。
【図１１】５パス方式に係る中間変数の管理方法について説明するための説明図である。
【図１２】本実施形態に係る中間変数の管理方法を３パス方式の基本構成に適用する方法について説明するための説明図である。
【図１３】本実施形態に係る中間変数の管理方法を３パス方式の基本構成に適用する方法について説明するための説明図である。
【図１４】本実施形態に係る中間変数の管理方法を３パス方式の基本構成に適用する方法について説明するための説明図である。
【図１５】本実施形態に係る中間変数の管理方法を３パス方式の並列化構成に適用する方法について説明するための説明図である。
【図１６】本実施形態に係る中間変数の管理方法を３パス方式の並列化構成に適用する方法について説明するための説明図である。
【図１７】本実施形態に係る中間変数の管理方法を５パス方式の基本構成に適用する方法について説明するための説明図である。
【図１８】本実施形態に係る中間変数の管理方法を５パス方式の基本構成に適用する方法について説明するための説明図である。
【図１９】本実施形態に係る中間変数の管理方法を５パス方式の基本構成に適用する方法について説明するための説明図である。
【図２０】本実施形態に係る中間変数の管理方法を５パス方式の基本構成に適用する方法について説明するための説明図である。
【図２１】本実施形態に係る中間変数の管理方法を５パス方式の並列化構成に適用する方法について説明するための説明図である。
【図２２】本実施形態に係る中間変数の管理方法を５パス方式の並列化構成に適用する方法について説明するための説明図である。
【図２３】本実施形態に係る中間変数の管理方法を５パス方式の並列化構成に適用する方法について説明するための説明図である。
【図２４】本実施形態の一変形例に係る中間変数の管理方法について説明するための説明図である。
【図２５】本実施形態の一変形例に係る中間変数の管理方法について説明するための説明図である。
【図２６】本実施形態の一変形例に係る中間変数の管理方法について説明するための説明図である。
【図２７】本実施形態の一変形例に係る中間変数の管理方法について説明するための説明図である。
【図２８】本実施形態の一変形例に係る中間変数の管理方法について説明するための説明図である。
【図２９】本技術の各実施形態に係るアルゴリズムを実行することが可能な情報処理装置のハードウェア構成例について説明するための説明図である。
【発明を実施するための形態】
【００２５】
以下に添付図面を参照しながら、本技術の好適な実施の形態について詳細に説明する。なお、本明細書及び図面において、実質的に同一の機能構成を有する構成要素については、同一の符号を付することにより重複説明を省略する。
【００２６】
［説明の流れについて］
ここで、以下に記載する本技術の実施形態に関する説明の流れについて簡単に述べる。まず、図１を参照しながら、公開鍵認証方式のアルゴリズム構成について説明する。次いで、図２を参照しながら、電子署名方式のアルゴリズム構成について説明する。次いで、図３を参照しながら、ｎパスの公開鍵認証方式について説明する。
【００２７】
次いで、図４及び図５を参照しながら、３パスの公開鍵認証方式に係るアルゴリズムの構成例について説明する。次いで、図６及び図７を参照しながら、５パスの公開鍵認証方式に係るアルゴリズムの構成例について説明する。次いで、図８及び図９を参照しながら、３パス及び５パスの公開鍵認証方式に係る効率的なアルゴリズムを電子署名方式のアルゴリズムに変形する方法について説明する。
【００２８】
次いで、図１０〜図２８を参照しながら、本実施形態に係る中間変数の管理方法について説明する。次いで、図２９を参照しながら、本技術の第１及び第２実施形態に係る各アルゴリズムを実現することが可能な情報処理装置のハードウェア構成例について説明する。最後に、本実施形態の技術的思想について纏め、当該技術的思想から得られる作用効果について簡単に説明する。
【００２９】
（説明項目）
１：はじめに
１−１：公開鍵認証方式のアルゴリズム
１−２：電子署名方式のアルゴリズム
１−３：ｎパスの公開鍵認証方式
２：３パスの公開鍵認証方式に係るアルゴリズムの構成
２−１：具体的なアルゴリズムの構成例
２−２：並列化アルゴリズムの構成例
３：５パスの公開鍵認証方式に係るアルゴリズムの構成
３−１：具体的なアルゴリズムの構成例
３−２：並列化アルゴリズムの構成例
４：電子署名方式への変形
４−１：３パスの公開鍵認証方式から電子署名方式への変形
４−２：５パスの公開鍵認証方式から電子署名方式への変形
５：中間変数の効率的な管理方法
５−１：概要
５−２：適用例＃１（３パス方式の基本構成への適用）
５−３：適用例＃２（３パス方式の並列化構成への適用）
５−４：適用例＃３（５パス方式の基本構成への適用）
５−５：適用例＃４（５パス方式ｖ並列化構成への適用）
５−６：適用例＃５（電子署名方式への適用）
５−７：変形例Ａ（ハッシュ関数の構造を考慮した構成）
５−７−１：３パス方式への適用
５−７−２：５パス方式への適用
５−８：変形例Ｂ（シードの決め方）
６：ハードウェア構成例
７：まとめ
【００３０】
＜１：はじめに＞
本実施形態は、多次多変数連立方程式に対する求解問題の困難性に安全性の根拠をおく公開鍵認証方式及び電子署名方式に関する。但し、本実施形態は、ＨＦＥ電子署名方式などの従来手法とは異なり、効率的に解く手段（トラップドア）を持たない多次多変数連立方程式を利用する公開鍵認証方式及び電子署名方式に関する。まず、公開鍵認証方式のアルゴリズム、電子署名方式のアルゴリズム、及びｎパスの公開鍵認証方式について、その概要を簡単に説明する。
【００３１】
［１−１：公開鍵認証方式のアルゴリズム］
まず、図１を参照しながら、公開鍵認証方式のアルゴリズムについて概要を説明する。図１は、公開鍵認証方式のアルゴリズムについて概要を説明するための説明図である。
【００３２】
公開鍵認証は、ある人（証明者）が、公開鍵ｐｋ及び秘密鍵ｓｋを利用して、他の人（検証者）に本人であることを納得させるために利用される。例えば、証明者Ａの公開鍵ｐｋＡは、検証者Ｂに公開される。一方、証明者Ａの秘密鍵ｓｋＡは、証明者Ａにより秘密に管理される。公開鍵認証の仕組みにおいては、公開鍵ｐｋＡに対応する秘密鍵ｓｋＡを知る者が証明者Ａ本人であるとみなされる。
【００３３】
公開鍵認証の仕組みを利用して証明者Ａが証明者Ａ本人であることを検証者Ｂに証明するには、対話プロトコルを介して、証明者Ａが公開鍵ｐｋＡに対応する秘密鍵ｓｋＡを知っているという証拠を検証者Ｂに提示すればよい。そして、証明者Ａが秘密鍵ｓｋＡを知っているという証拠が検証者Ｂに提示され、その証拠を検証者Ｂが確認し終えた場合、証明者Ａの正当性（本人であること）が証明されたことになる。
【００３４】
但し、公開鍵認証の仕組みには、安全性を担保するために以下の条件が求められる。
【００３５】
１つ目の条件は、「対話プロトコルを実行した際に秘密鍵ｓｋを持たない偽証者により偽証が成立してしまう確率を限りなく小さくする」ことである。この１つ目の条件が成り立つことを「健全性」と呼ぶ。つまり、健全性とは、「秘密鍵ｓｋを持たない偽証者により、対話プロトコルの実行中に無視できない確率で偽証が成立することはないこと」と言い換えられる。２つ目の条件は、「対話プロトコルを実行したとしても、証明者Ａが有する秘密鍵ｓｋＡの情報が検証者Ｂに一切漏れることがない」ことである。この２つ目の条件が成り立つことを「零知識性」と呼ぶ。
【００３６】
安全に公開鍵認証を行うには、健全性及び零知識性を有する対話プロトコルを利用する必要がある。仮に、健全性及び零知識性を有しない対話プロトコルを用いて認証処理を行った場合には、偽証された可能性及び秘密鍵の情報が漏れてしまった可能性が否定できないため、処理自体が成功裡に完了しても証明者の正当性を証明したことにはならない。従って、対話プロトコルの健全性及び零知識性を如何に保証するかが重要になる。
【００３７】
（モデル）
公開鍵認証方式のモデルには、図１に示すように、証明者と検証者という２つのエンティティが存在する。証明者は、鍵生成アルゴリズムＧｅｎを用いて、証明者固有の秘密鍵ｓｋと公開鍵ｐｋの組を生成する。次いで、証明者は、鍵生成アルゴリズムＧｅｎを用いて生成した秘密鍵ｓｋと公開鍵ｐｋの組を利用して検証者と対話プロトコルを実行する。このとき、証明者は、証明者アルゴリズムＰを利用して対話プロトコルを実行する。上記の通り、証明者は、証明者アルゴリズムＰを利用し、対話プロトコルの中で秘密鍵ｓｋを保有している証拠を検証者に提示する。
【００３８】
一方、検証者は、検証者アルゴリズムＶを利用して対話プロトコルを実行し、証明者が公開している公開鍵に対応する秘密鍵を、その証明者が保有しているか否かを検証する。つまり、検証者は、証明者が公開鍵に対応する秘密鍵を保有しているか否かを検証するエンティティである。このように、公開鍵認証方式のモデルは、証明者と検証者という２つのエンティティ、及び、鍵生成アルゴリズムＧｅｎ、証明者アルゴリズムＰ、検証者アルゴリズムＶという３つのアルゴリズムにより構成される。
【００３９】
なお、以下の説明において、「証明者」「検証者」という表現を用いるが、これらの表現はあくまでもエンティティを意味するものである。従って、鍵生成アルゴリズムＧｅｎ、証明者アルゴリズムＰを実行する主体は、「証明者」のエンティティに対応する情報処理装置である。同様に、検証者アルゴリズムＶを実行する主体は、情報処理装置である。これら情報処理装置のハードウェア構成は、例えば、図１０に示した通りである。つまり、鍵生成アルゴリズムＧｅｎ、証明者アルゴリズムＰ、検証者アルゴリズムＶは、ＲＯＭ９０４、ＲＡＭ９０６、記憶部９２０、リムーバブル記録媒体９２８などに記録されたプログラムに基づいてＣＰＵ９０２などにより実行される。
【００４０】
（鍵生成アルゴリズムＧｅｎ）
鍵生成アルゴリズムＧｅｎは、証明者により利用される。鍵生成アルゴリズムＧｅｎは、証明者に固有の秘密鍵ｓｋと公開鍵ｐｋとの組を生成するアルゴリズムである。鍵生成アルゴリズムＧｅｎにより生成された公開鍵ｐｋは公開される。そして、公開された公開鍵ｐｋは、検証者により利用される。一方、鍵生成アルゴリズムＧｅｎにより生成された秘密鍵ｓｋは、証明者が秘密に管理する。そして、証明者により秘密に管理される秘密鍵ｓｋは、公開鍵ｐｋに対応する秘密鍵ｓｋを証明者が保有していることを検証者に対して証明するために利用される。形式的に、鍵生成アルゴリズムＧｅｎは、セキュリティパラメータ１λ（λは０以上の整数）を入力とし、秘密鍵ｓｋと公開鍵ｐｋを出力するアルゴリズムとして、下記の式（１）のように表現される。
【００４１】
【数１】
【００４２】
（証明者アルゴリズムＰ）
証明者アルゴリズムＰは、証明者により利用される。証明者アルゴリズムＰは、公開鍵ｐｋに対応する秘密鍵ｓｋを証明者が保有していることを検証者に対して証明するためのアルゴリズムである。つまり、証明者アルゴリズムＰは、秘密鍵ｓｋと公開鍵ｐｋとを入力とし、対話プロトコルを実行するアルゴリズムである。
【００４３】
（検証者アルゴリズムＶ）
検証者アルゴリズムＶは、検証者により利用される。検証者アルゴリズムＶは、対話プロトコルの中で、公開鍵ｐｋに対応する秘密鍵ｓｋを証明者が保有しているか否かを検証するアルゴリズムである。検証者アルゴリズムＶは、公開鍵ｐｋを入力とし、対話プロトコルの実行結果に応じて０又は１（１ｂｉｔ）を出力するアルゴリズムである。なお、検証者は、検証者アルゴリズムＶが０を出力した場合には証明者が不正なものであると判断し、１を出力した場合には証明者が正当なものであると判断する。形式的に、検証者アルゴリズムＶは、下記の式（２）のように表現される。
【００４４】
【数２】
【００４５】
上記の通り、意味のある公開鍵認証を実現するには、対話プロトコルが健全性及び零知識性という２つの条件を満たしている必要がある。しかし、証明者が秘密鍵ｓｋを保有していることを証明するためには、証明者が秘密鍵ｓｋに依存した手続きを実行し、その結果を検証者に通知した上で、その通知内容に基づく検証を検証者に実行させる必要がある。秘密鍵ｓｋに依存した手続きを実行するのは、健全性を担保するために必要である。一方で、秘密鍵ｓｋの情報が一切検証者に漏れないようにする必要がある。そのため、これらの要件を満たすように、上記の鍵生成アルゴリズムＧｅｎ、証明者アルゴリズムＰ、検証者アルゴリズムＶを巧妙に設計する必要がある。
【００４６】
以上、公開鍵認証方式のアルゴリズムについて、その概要を説明した。
【００４７】
［１−２：電子署名方式のアルゴリズム］
次に、図２を参照しながら、電子署名方式のアルゴリズムについて概要を説明する。図２は、電子署名方式のアルゴリズムについて概要を説明するための説明図である。
【００４８】
紙文書とは異なり、ある電子化されたデータに対して押印したり署名を記載したりすることはできない。そのため、電子化されたデータの作成者を証明するためには、紙文書に押印したり署名を記載したりするのと同等の効果が得られる電子的な仕組みを必要とする。この仕組みが電子署名である。電子署名とは、データの作成者しか知らない署名データをデータに関連付けて受領者に提供し、その署名データを受領者側で検証する仕組みのことを言う。
【００４９】
（モデル）
電子署名方式のモデルには、図２に示すように、署名者及び検証者という２つのエンティティが存在する。そして、電子署名方式のモデルは、鍵生成アルゴリズムＧｅｎ、署名生成アルゴリズムＳｉｇ、署名検証アルゴリズムＶｅｒという３つのアルゴリズムにより構成される。
【００５０】
署名者は、鍵生成アルゴリズムＧｅｎを利用して署名者固有の署名鍵ｓｋと検証鍵ｐｋとの組を生成する。また、署名者は、署名生成アルゴリズムＳｉｇを利用して文書Ｍに付与する電子署名σを生成する。つまり、署名者は、文書Ｍに電子署名を付与するエンティティである。一方、検証者は、署名検証アルゴリズムＶｅｒを利用して文書Ｍに付与された電子署名σを検証する。つまり、検証者は、文書Ｍの作成者が署名者であるか否かを確認するために、電子署名σを検証するエンティティである。
【００５１】
なお、以下の説明において、「署名者」「検証者」という表現を用いるが、これらの表現はあくまでもエンティティを意味するものである。従って、鍵生成アルゴリズムＧｅｎ、署名生成アルゴリズムＳｉｇを実行する主体は、「署名者」のエンティティに対応する情報処理装置である。同様に、署名検証アルゴリズムＶｅｒを実行する主体は、情報処理装置である。これら情報処理装置のハードウェア構成は、例えば、図１０に示した通りである。つまり、鍵生成アルゴリズムＧｅｎ、署名生成アルゴリズムＳｉｇ、署名検証アルゴリズムＶｅｒは、ＲＯＭ９０４、ＲＡＭ９０６、記憶部９２０、リムーバブル記録媒体９２８などに記録されたプログラムに基づいてＣＰＵ９０２などにより実行される。
【００５２】
（鍵生成アルゴリズムＧｅｎ）
鍵生成アルゴリズムＧｅｎは、署名者により利用される。鍵生成アルゴリズムＧｅｎは、署名者固有の署名鍵ｓｋと検証鍵ｐｋとの組を生成するアルゴリズムである。鍵生成アルゴリズムＧｅｎにより生成された検証鍵ｐｋは公開される。一方、鍵生成アルゴリズムＧｅｎにより生成された署名鍵ｓｋは、署名者により秘密に管理される。そして、署名鍵ｓｋは、文書Ｍに付与される電子署名σの生成に利用される。例えば、鍵生成アルゴリズムＧｅｎは、セキュリティパラメータ１λ（λは０以上の整数）を入力とし、署名鍵ｓｋ及び公開鍵ｐｋを出力する。この場合、鍵生成アルゴリズムＧｅｎは、形式的に、下記の式（３）のように表現することができる。
【００５３】
【数３】
【００５４】
（署名生成アルゴリズムＳｉｇ）
署名生成アルゴリズムＳｉｇは、署名者により利用される。署名生成アルゴリズムＳｉｇは、文書Ｍに付与される電子署名σを生成するアルゴリズムである。署名生成アルゴリズムＳｉｇは、署名鍵ｓｋと文書Ｍとを入力とし、電子署名σを出力するアルゴリズムである。この署名生成アルゴリズムＳｉｇは、形式的に、下記の式（４）のように表現することができる。
【００５５】
【数４】
【００５６】
（署名検証アルゴリズムＶｅｒ）
署名検証アルゴリズムＶｅｒは、検証者により利用される。署名検証アルゴリズムＶｅｒは、電子署名σが文書Ｍに対する正当な電子署名であるか否かを検証するアルゴリズムである。署名検証アルゴリズムＶｅｒは、署名者の検証鍵ｐｋ、文書Ｍ、電子署名σを入力とし、０又は１（１ｂｉｔ）を出力するアルゴリズムである。この署名検証アルゴリズムＶｅｒは、形式的に、下記の式（５）のように表現することができる。なお、検証者は、署名検証アルゴリズムＶｅｒが０を出力した場合（公開鍵ｐｋが文書Ｍと電子署名σを拒否する場合）に電子署名σが不当であると判断し、１を出力した場合（公開鍵ｐｋが文書Ｍと電子署名σを受理する場合）に電子署名σが正当であると判断する。
【００５７】
【数５】
【００５８】
以上、電子署名方式のアルゴリズムについて、その概要を説明した。
【００５９】
［１−３：ｎパスの公開鍵認証方式］
次に、図３を参照しながら、ｎパスの公開鍵認証方式について説明する。図３は、ｎパスの公開鍵認証方式について説明するための説明図である。
【００６０】
上記の通り、公開鍵認証方式は、対話プロトコルの中で、証明者が公開鍵ｐｋに対応する秘密鍵ｓｋを保有していることを検証者に証明する認証方式である。また、対話プロトコルは、健全性及び零知識性という２つの条件を満たす必要がある。そのため、対話プロトコルの中では、図３に示すように、証明者及び検証者の双方がそれぞれ処理を実行しながらｎ回の情報交換を行う。
【００６１】
ｎパスの公開鍵認証方式の場合、証明者アルゴリズムＰを用いて証明者により処理（工程＃１）が実行され、情報Ｔ１が検証者に送信される。次いで、検証者アルゴリズムＶを用いて検証者により処理（工程＃２）が実行され、情報Ｔ２が証明者に送信される。さらに、ｋ＝３〜ｎについて処理の実行及び情報Ｔｋの送信が順次行われ、最後に処理（工程＃ｎ＋１）が実行される。このように、情報がｎ回送受信される方式のことを「ｎパス」の公開鍵認証方式と呼ぶ。
【００６２】
以上、ｎパスの公開鍵認証方式について説明した。
【００６３】
＜２：３パスの公開鍵認証方式に係るアルゴリズムの構成＞
以下、３パスの公開鍵認証方式に係るアルゴリズムについて説明する。なお、以下の説明において、３パスの公開鍵認証方式のことを「３パス方式」と呼ぶ場合がある。
【００６４】
［２−１：具体的なアルゴリズムの構成例（図４）］
まず、図４を参照しながら、３パス方式に係る具体的なアルゴリズムの構成例について紹介する。図４は、３パス方式に係る具体的なアルゴリズムの構成について説明するための説明図である。ここでは、公開鍵ｐｋの一部として２次多項式の組（ｆ１（ｘ），…，ｆｍ（ｘ））を利用する場合について考える。但し、２次多項式ｆｉ（ｘ）は、下記の式（６）のように表現されるものとする。また、ベクトル（ｘ１，…，ｘｎ）をｘと表記し、２次多項式の組（ｆ１（ｘ），…，ｆｍ（ｘ））を多変数多項式Ｆ（ｘ）と表記することにする。
【００６５】
【数６】
【００６６】
また、２次多項式の組（ｆ１（ｘ），…，ｆｍ（ｘ））は、下記の式（７）のように表現することができる。また、Ａ１，…，Ａｍは、ｎ×ｎ行列である。さらに、ｂ１，…，ｂｍはそれぞれｎ×１ベクトルである。
【００６７】
【数７】
【００６８】
この表現を用いると、多変数多項式Ｆは、下記の式（８）及び式（９）のように表現することができる。この表現が成り立つことは、下記の式（１０）から容易に確認することができる。
【００６９】
【数８】
【００７０】
このようにＦ（ｘ＋ｙ）をｘに依存する第１の部分と、ｙに依存する第２の部分と、ｘ及びｙの両方に依存する第３の部分とに分けたとき、第３の部分に対応する項Ｇ（ｘ，ｙ）は、ｘ及びｙについて双線形になる。以下、項Ｇ（ｘ，ｙ）を双線形項と呼ぶ場合がある。この性質を利用すると、効率的なアルゴリズムを構築することが可能になる。
【００７１】
例えば、ベクトルｔ０∈Ｋｎ、ｅ０∈Ｋｍを用いて、多変数多項式Ｆ（ｘ＋ｒ）のマスクに利用する多変数多項式Ｆ１（ｘ）をＦ１（ｘ）＝Ｇ（ｘ，ｔ０）＋ｅ０と表現する。この場合、多変数多項式Ｆ（ｘ＋ｒ０）とＧ（ｘ）との和は、下記の式（１１）のように表現される。ここで、ｔ１＝ｒ０＋ｔ０、ｅ１＝Ｆ（ｒ０）＋ｅ０とおけば、多変数多項式Ｆ２（ｘ）＝Ｆ（ｘ＋ｒ０）＋Ｆ１（ｘ）は、ベクトルｔ１∈Ｋｎ、ｅ１∈Ｋｍにより表現することができる。そのため、Ｆ１（ｘ）＝Ｇ（ｘ，ｔ０）＋ｅ０に設定すれば、Ｋｎ上のベクトル及びＫｍ上のベクトルを用いてＦ１及びＦ２を表現できるようになり、通信に必要なデータサイズの少ない効率的なアルゴリズムを実現することが可能になる。
【００７２】
【数９】
【００７３】
なお、Ｆ２（或いはＦ１）からｒ０に関する情報が一切漏れることはない。例えば、ｅ１及びｔ１（或いはｅ０及びｔ０）を与えられても、ｅ０及びｔ０（或いはｅ１及びｔ１）を知らない限り、ｒ０の情報を一切知ることはできない。従って、零知識性が担保される。以下、上記の論理に基づいて構築された３パス方式のアルゴリズムについて説明する。ここで説明する３パス方式のアルゴリズムは、以下のような鍵生成アルゴリズムＧｅｎ、証明者アルゴリズムＰ、検証者アルゴリズムＶにより構成される。
【００７４】
（鍵生成アルゴリズムＧｅｎ）
鍵生成アルゴリズムＧｅｎは、環Ｋ上で定義されるｍ本の多変数多項式ｆ１（ｘ１，…，ｘｎ），…，ｆｍ（ｘ１，…，ｘｎ）、及びベクトルｓ＝（ｓ１，…，ｓｎ）∈Ｋｎを生成する。次に、鍵生成アルゴリズムＧｅｎは、ｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）←（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を計算する。そして、鍵生成アルゴリズムＧｅｎは、（ｆ１（ｘ１，…，ｘｎ），…，ｆｍ（ｘ１，…，ｘｎ），ｙ）を公開鍵ｐｋに設定し、ｓを秘密鍵に設定する。
【００７５】
（証明者アルゴリズムＰ、検証者アルゴリズムＶ）
以下、図４を参照しながら、対話プロトコルの中で証明者アルゴリズムＰが実行する処理及び検証者アルゴリズムＶが実行する処理について説明する。この対話プロトコルの中で、証明者は、秘密鍵ｓの情報を検証者に一切漏らさずに、「自身がｙ＝Ｆ（ｓ）を満たすｓを知っていること」を検証者に示す。一方、検証者は、証明者がｙ＝Ｆ（ｓ）を満たすｓを知っているか否かを検証する。なお、公開鍵ｐｋは、検証者に公開されているものとする。また、秘密鍵ｓは、証明者により秘密に管理されているものとする。以下、図４に示したフローチャートに沿って説明を進める。
【００７６】
工程＃１：
図４に示すように、まず、証明者アルゴリズムＰは、ランダムにベクトルｒ０，ｔ０∈Ｋｎ及びｅ０∈Ｋｍを生成する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｒ１←ｓ−ｒ０を計算する。この計算は、秘密鍵ｓをベクトルｒ０によりマスクする操作に相当する。さらに、証明者アルゴリズムＰは、ｔ１←ｒ０−ｔ０を計算する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｅ１←Ｆ（ｒ０）−ｅ０を計算する。
【００７７】
工程＃１（続き）：
次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ０←Ｈ（ｒ１，Ｇ（ｔ０，ｒ１）＋ｅ０）を計算する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ１←Ｈ（ｔ０，ｅ０）を計算する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ２←Ｈ（ｔ１，ｅ１）を計算する。工程＃１で生成されたメッセージ（ｃ０，ｃ１，ｃ２）は、検証者アルゴリズムＶに送られる。
【００７８】
工程＃２：
メッセージ（ｃ０，ｃ１，ｃ２）を受け取った検証者アルゴリズムＶは、３つの検証パターンのうち、どの検証パターンを利用するかを選択する。例えば、検証者アルゴリズムＶは、検証パターンの種類を表す３つの数値｛０，１，２｝の中から１つの数値を選択し、選択した数値を要求Ｃｈに設定する。この要求Ｃｈは証明者アルゴリズムＰに送られる。
【００７９】
工程＃３：
要求Ｃｈを受け取った証明者アルゴリズムＰは、受け取った要求Ｃｈに応じて検証者アルゴリズムＶに送る返答Ｒｓｐを生成する。Ｃｈ＝０の場合、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐ＝（ｒ０，ｔ１，ｅ１）を生成する。Ｃｈ＝１の場合、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐ＝（ｒ１，ｔ０，ｅ０）を生成する。Ｃｈ＝２の場合、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐ＝（ｒ１，ｔ１，ｅ１）を生成する。工程＃３で生成された返答Ｒｓｐは、検証者アルゴリズムＶに送られる。
【００８０】
工程＃４：
返答Ｒｓｐを受け取った検証者アルゴリズムＶは、受け取った返答Ｒｓｐを利用して以下の検証処理を実行する。
【００８１】
Ｃｈ＝０の場合、検証者アルゴリズムＶは、ｃ１＝Ｈ（ｒ０−ｔ１，Ｆ（ｒ０）−ｅ１）の等号が成り立つか否かを検証する。さらに、検証者アルゴリズムＶは、ｃ２＝Ｈ（ｔ１，ｅ１）の等号が成り立つか否かを検証する。検証者アルゴリズムＶは、これらの検証が全て成功した場合に認証成功を示す値１を出力し、検証に失敗があった場合に認証失敗を示す値０を出力する。
【００８２】
Ｃｈ＝１の場合、検証者アルゴリズムＶは、ｃ０＝Ｈ（ｒ１，Ｇ（ｔ０，ｒ１）＋ｅ０）の等号が成り立つか否かを検証する。さらに、検証者アルゴリズムＶは、ｃ１＝Ｈ（ｔ０，ｅ０）の等号が成り立つか否かを検証する。検証者アルゴリズムＶは、これらの検証が全て成功した場合に認証成功を示す値１を出力し、検証に失敗があった場合に認証失敗を示す値０を出力する。
【００８３】
Ｃｈ＝２の場合、検証者アルゴリズムＶは、ｃ０＝Ｈ（ｒ１，ｙ−Ｆ（ｒ１）−Ｇ（ｔ１，ｒ１）−ｅ１）の等号が成り立つか否かを検証する。さらに、検証者アルゴリズムＶは、ｃ２＝Ｈ（ｔ１，ｅ１）の等号が成り立つか否かを検証する。検証者アルゴリズムＶは、これらの検証が全て成功した場合に認証成功を示す値１を出力し、検証に失敗があった場合に認証失敗を示す値０を出力する。
【００８４】
以上、３パス方式に係る効率的なアルゴリズムの構成例について説明した。
【００８５】
［２−２：並列化アルゴリズムの構成例（図５）］
次に、図５を参照しながら、図４に示した３パス方式のアルゴリズムを並列化する方法について説明する。なお、鍵生成アルゴリズムＧｅｎの構成については説明を省略する。
【００８６】
さて、上記の対話プロトコルを適用すれば、偽証が成功する確率を２／３以下に抑制することができる。従って、この対話プロトコルを２回実行すれば、偽証が成功する確率を（２／３）２以下に抑制することができる。さらに、この対話プロトコルをＮ回実行すると、偽証が成功する確率は（２／３）Ｎとなり、Ｎを十分に大きい数（例えば、Ｎ＝１４０）にすれば、偽証が成功する確率は無視できる程度に小さくなる。
【００８７】
対話プロトコルを複数回実行する方法としては、例えば、メッセージ、要求、返答のやり取りを逐次的に複数回繰り返す直列的な方法と、１回分のやり取りで複数回分のメッセージ、要求、返答のやり取りを行う並列的な方法とが考えられる。さらに、直列的な方法と並列的な方法とを組み合わせたハイブリッド型の方法も考えられる。ここでは、図５を参照しながら、３パス方式に係る上記の対話プロトコルを並列的に実行するアルゴリズム（以下、並列化アルゴリズム）について説明する。
【００８８】
工程＃１：
図５に示すように、まず、証明者アルゴリズムＰは、ｉ＝１〜Ｎについて以下の処理（１）〜処理（６）を実行する。
処理（１）：証明者アルゴリズムＰは、ランダムにベクトルｒ０ｉ，ｔ０ｉ∈Ｋｎ及びｅ０ｉ∈Ｋｍを生成する。
処理（２）：証明者アルゴリズムＰは、ｒ１ｉ←ｓ−ｒ０ｉを計算する。この計算は、秘密鍵ｓをベクトルｒ０ｉによりマスクする操作に相当する。さらに、証明者アルゴリズムＰは、ｔ１ｉ←ｒ０ｉ＋ｔ０ｉを計算する。
処理（３）：証明者アルゴリズムＰは、ｅ１ｉ←Ｆ（ｒ０ｉ）−ｅ０ｉを計算する。
処理（４）：証明者アルゴリズムＰは、ｃ０ｉ←Ｈ（ｒ１ｉ，Ｇ（ｒ１ｉ，ｔ０ｉ）＋ｅ０ｉ）を計算する。
処理（５）：証明者アルゴリズムＰは、ｃ１ｉ←Ｈ（ｔ０ｉ，ｅ０ｉ）を計算する。
処理（６）：証明者アルゴリズムＰは、ｃ２ｉ←Ｈ（ｔ１ｉ，ｅ１ｉ）を計算する。
【００８９】
工程＃１（続き）
ｉ＝１〜Ｎについて上記の処理（１）〜処理（６）を実行した後、証明者アルゴリズムＰは、Ｃｍｔ←Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，ｃ２１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ，ｃ２Ｎ）を計算する。工程＃１で生成されたハッシュ値Ｃｍｔは、検証者アルゴリズムＶに送られる。このように、メッセージ（ｃ０１，ｃ１１，ｃ２１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ，ｃ２Ｎ）をハッシュ値に変換してから検証者アルゴリズムＶに送ることで、通信量を削減することが可能になる。
【００９０】
工程＃２：
ハッシュ値Ｃｍｔを受け取った検証者アルゴリズムＶは、ｉ＝１〜Ｎのそれぞれについて、３つの検証パターンのうち、どの検証パターンを利用するかを選択する。例えば、検証者アルゴリズムＶは、ｉ＝１〜Ｎのそれぞれについて、検証パターンの種類を表す３つの数値｛０，１，２｝の中から１つの数値を選択し、選択した数値を要求Ｃｈｉに設定する。要求Ｃｈ１，…，ＣｈＮは、証明者アルゴリズムＰに送られる。
【００９１】
工程＃３：
要求Ｃｈ１，…，ＣｈＮを受け取った証明者アルゴリズムＰは、受け取った要求Ｃｈ１，…，ＣｈＮのそれぞれ応じて検証者アルゴリズムＶに送る返答Ｒｓｐ１，…，ＲｓｐＮを生成する。Ｃｈｉ＝０の場合、証明者アルゴリズムＰは、Ｒｓｐｉ＝（ｒ０ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ０ｉ）を生成する。Ｃｈｉ＝１の場合、証明者アルゴリズムＰは、Ｒｓｐｉ＝（ｒ１ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｃ２ｉ）を生成する。Ｃｈｉ＝２の場合、証明者アルゴリズムＰは、Ｒｓｐｉ＝（ｒ１ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ１ｉ）を生成する。
【００９２】
工程＃３で生成された返答Ｒｓｐ１，…，ＲｓｐＮは、検証者アルゴリズムＶに送られる。
【００９３】
工程＃４：
返答Ｒｓｐ１，…，ＲｓｐＮを受け取った検証者アルゴリズムＶは、受け取った返答Ｒｓｐ１，…，ＲｓｐＮを利用して以下の処理（１）〜処理（３）をｉ＝１〜Ｎについて実行する。但し、検証者アルゴリズムＶは、Ｃｈｉ＝０の場合に処理（１）を実行し、Ｃｈｉ＝１の場合に処理（２）を実行し、Ｃｈｉ＝２の場合に処理（３）を実行する。
【００９４】
処理（１）：Ｃｈｉ＝０の場合、検証者アルゴリズムＶは、Ｒｓｐｉから（ｒ０ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ０ｉ）を取り出す。次いで、検証者アルゴリズムＶは、ｃ１ｉ＝Ｈ（ｒ０ｉ−ｔ１ｉ，Ｆ（ｒ０ｉ）−ｅ１ｉ）を計算する。さらに、検証者アルゴリズムＶは、ｃ２ｉ＝Ｈ（ｔ１ｉ，ｅ１ｉ）を計算する。そして、検証者アルゴリズムＶは、（ｃ０ｉ，ｃ１ｉ，ｃ２ｉ）を保持する。
【００９５】
処理（２）：Ｃｈｉ＝１の場合、検証者アルゴリズムＶは、Ｒｓｐｉから（ｒ１ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｃ２ｉ）を取り出す。次いで、検証者アルゴリズムＶは、ｃ０ｉ＝Ｈ（ｒ１ｉ，Ｇ（ｔ０ｉ，ｒ１ｉ）＋ｅ０ｉ）を計算する。さらに、検証者アルゴリズムＶは、ｃ１ｉ＝Ｈ（ｔ０ｉ，ｅ０ｉ）を計算する。そして、検証者アルゴリズムＶは、（ｃ０ｉ，ｃ１ｉ，ｃ２ｉ）を保持する。
【００９６】
処理（３）：Ｃｈｉ＝２の場合、検証者アルゴリズムＶは、Ｒｓｐｉから（ｒ１ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ１ｉ）を取り出す。次いで、検証者アルゴリズムＶは、ｃ０ｉ＝Ｈ（ｒ１ｉ，ｙ−Ｆ（ｒ１ｉ）−Ｇ（ｔ１ｉ，ｒ１ｉ）−ｅ１ｉ）を計算する。さらに、検証者アルゴリズムＶは、ｃ２ｉ＝Ｈ（ｔ１ｉ，ｅ１ｉ）を計算する。そして、検証者アルゴリズムＶは、（ｃ０ｉ，ｃ１ｉ，ｃ２ｉ）を保持する。
【００９７】
処理（１）〜処理（３）をｉ＝１〜Ｎについて実行した後、検証者アルゴリズムＶは、Ｃｍｔ＝Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，ｃ２１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ，ｃ２Ｎ）の等号が成り立つか否かを検証する。検証者アルゴリズムＶは、この検証が成功した場合に認証成功を示す値１を出力し、検証に失敗した場合に認証失敗を示す値０を出力する。
【００９８】
以上、３パス方式に係る効率的な並列化アルゴリズムの構成例について説明した。
【００９９】
＜３：５パスの公開鍵認証方式に係るアルゴリズムの構成＞
次に、５パスの公開鍵認証方式に係るアルゴリズムについて説明する。なお、以下の説明において、５パスの公開鍵認証方式のことを「５パス方式」と呼ぶ場合がある。
【０１００】
３パス方式の場合には対話プロトコル１回当たりの偽証確率が２／３であったが、５パス方式の場合には対話プロトコル１回当たりの偽証確率が１／２＋１／ｑとなる。但し、ｑは、利用する環の位数である。従って、環の位数が十分に大きい場合、５パス方式の方が１回当たりの偽証確率を低減することが可能になり、少ない対話プロトコルの実行回数で、偽証確率を十分に小さくすることができる。
【０１０１】
例えば、偽証確率を１／２ｎ以下にしたい場合、３パス方式においては、ｎ／（ｌｏｇ３−１）＝１．７０１ｎ回以上、対話プロトコルを実行する必要がある。一方、偽証確率を１／２ｎ以下にしたい場合、５パス方式においては、ｎ／（１−ｌｏｇ（１＋１／ｑ））回以上、対話プロトコルを実行する必要がある。従って、ｑ＝２４にすれば、同じセキュリティレベルを実現するのに必要な通信量は、３パス方式に比べ、５パス方式の方が少なくなるのである。
【０１０２】
［３−１：具体的なアルゴリズムの構成例（図６）］
まず、図６を参照しながら、５パス方式に係る具体的なアルゴリズムの構成例について紹介する。図６は、５パス方式に係る具体的なアルゴリズムの構成について説明するための説明図である。ここでは、公開鍵ｐｋの一部として２次多項式の組（ｆ１（ｘ），…，ｆｍ（ｘ））を利用する場合について考える。但し、２次多項式ｆｉ（ｘ）は、上記の式（６）のように表現されるものとする。また、ベクトル（ｘ１，…，ｘｎ）をｘと表記し、２次多項式の組（ｆ１（ｘ），…，ｆｍ（ｘ））を多変数多項式Ｆ（ｘ）と表記することにする。
【０１０３】
３パス方式に係るアルゴリズムと同様、２つのベクトルｔ０∈Ｋｎ、ｅ０∈Ｋｍを用いて、多変数多項式Ｆ（ｘ＋ｒ０）をマスクするために用いた多変数多項式Ｆ１（ｘ）をＦ１（ｘ）＝Ｇ（ｘ、ｔ０）＋ｅ０のように表現する。この表現を用いると、多変数多項式Ｆ（ｘ＋ｒ０）について、下記の式（１２）で表現される関係が得られる。
【０１０４】
【数１０】
【０１０５】
そのため、ｔ１＝ＣｈＡ・ｒ０＋ｔ０、ｅ１＝ＣｈＡ・Ｆ（ｒ０）＋ｅ０とすれば、マスク後の多変数多項式Ｆ２（ｘ）＝ＣｈＡ・Ｆ（ｘ＋ｒ０）＋Ｆ１（ｘ）も、２つのベクトルｔ１∈Ｋｎ、ｅ１∈Ｋｍにより表現することができる。これらの理由から、Ｆ１（ｘ）＝Ｇ（ｘ，ｔ０）＋ｅ０と設定すれば、Ｋｎ上のベクトル及びＫｍ上のベクトルを用いてＦ１及びＦ２を表現できるようになり、通信に必要なデータサイズが少ない効率的なアルゴリズムを実現することが可能になる。
【０１０６】
なお、Ｆ２（或いはＦ１）からｒ０に関する情報が一切漏れることはない。例えば、ｅ１及びｔ１（或いはｅ０及びｔ０）を与えられても、ｅ０及びｔ０（或いはｅ１及びｔ１）を知らない限り、ｒ０の情報を一切知ることはできない。従って、零知識性は担保される。以下、上記の論理に基づいて構築された５パス方式のアルゴリズムについて説明する。ここで説明する５パス方式のアルゴリズムは、以下のような鍵生成アルゴリズムＧｅｎ、証明者アルゴリズムＰ、検証者アルゴリズムＶにより構成される。
【０１０７】
（鍵生成アルゴリズムＧｅｎ）
鍵生成アルゴリズムＧｅｎは、環Ｋ上で定義される多変数多項式ｆ１（ｘ１，…，ｘｎ），…，ｆｍ（ｘ１，…，ｘｎ）、及びベクトルｓ＝（ｓ１，…，ｓｎ）∈Ｋｎを生成する。次に、鍵生成アルゴリズムＧｅｎは、ｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）←（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を計算する。そして、鍵生成アルゴリズムＧｅｎは、（ｆ１，…，ｆｍ，ｙ）を公開鍵ｐｋに設定し、ｓを秘密鍵に設定する。なお、以下では、ベクトル（ｘ１，…，ｘｎ）をｘと表記し、多変数多項式の組（ｆ１（ｘ），…，ｆｍ（ｘ））をＦ（ｘ）と表記する。
【０１０８】
（証明者アルゴリズムＰ、検証者アルゴリズムＶ）
以下、図６を参照しながら、対話プロトコルの中で証明者アルゴリズムＰ及び検証者アルゴリズムＶにより実行される処理について説明する。この対話プロトコルの中で、証明者は、秘密鍵ｓの情報を検証者に一切漏らさずに、「自身がｙ＝Ｆ（ｓ）を満たすｓを知っていること」を検証者に示す。一方、検証者は、証明者がｙ＝Ｆ（ｓ）を満たすｓを知っているか否かを検証する。なお、公開鍵ｐｋは、検証者に公開されているものとする。また、秘密鍵ｓは、証明者により秘密に管理されているものとする。以下、図６に示したフローチャートに沿って説明を進める。
【０１０９】
工程＃１：
図６に示すように、まず、証明者アルゴリズムＰは、ランダムにベクトルｒ０∈Ｋｎ、ｔ０∈Ｋｎ、ｅ０∈Ｋｍを生成する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｒ１←ｓ−ｒ０を計算する。この計算は、秘密鍵ｓをベクトルｒ０によりマスクする操作に相当する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ベクトルｒ０，ｔ０，ｅ０のハッシュ値ｃ０を生成する。つまり、証明者アルゴリズムＰは、ｃ０←Ｈ（ｒ０，ｔ０，ｅ０）を計算する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、Ｇ（ｔ０，ｒ１）＋ｅ０及びｒ１のハッシュ値ｃ１を生成する。つまり、証明者アルゴリズムＰは、ｃ０←Ｈ（ｒ１，Ｇ（ｔ０，ｒ１）＋ｅ０）を計算する。工程＃１で生成されたメッセージ（ｃ０，ｃ１）は、検証者アルゴリズムＶに送られる。
【０１１０】
工程＃２：
メッセージ（ｃ０，ｃ１）を受け取った検証者アルゴリズムＶは、ｑ通り存在する環Ｋの元からランダムに１つの数ＣｈＡを選択し、選択した数ＣｈＡを証明者アルゴリズムＰに送る。
【０１１１】
工程＃３：
数ＣｈＡを受け取った証明者アルゴリズムＰは、ｔ１←ＣｈＡ・ｒ０−ｔ０を計算する。さらに、証明者アルゴリズムＰは、ｅ１←ＣｈＡ・Ｆ（ｒ０）−ｅ０を計算する。そして、証明者アルゴリズムＰは、ｔ１及びｅ１を検証者アルゴリズムＶに送る。
【０１１２】
工程＃４：
ｔ１及びｅ１を受け取った検証者アルゴリズムＶは、２つの検証パターンのうち、どちらの検証パターンを利用するかを選択する。例えば、検証者アルゴリズムＶは、検証パターンの種類を表す２つの数値｛０，１｝の中から１つの数値を選択し、選択した数値を要求ＣｈＢに設定する。この要求ＣｈＢは証明者アルゴリズムＰに送られる。
【０１１３】
工程＃５：
要求ＣｈＢを受け取った証明者アルゴリズムＰは、受け取った要求ＣｈＢに応じて検証者アルゴリズムＶに送り返す返答Ｒｓｐを生成する。ＣｈＢ＝０の場合、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐ＝ｒ０を生成する。ＣｈＢ＝１の場合、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐ＝ｒ１を生成する。工程＃５で生成された返答Ｒｓｐは、検証者アルゴリズムＶに送られる。
【０１１４】
工程＃６：
返答Ｒｓｐを受け取った検証者アルゴリズムＶは、受け取った返答Ｒｓｐを利用して以下の検証処理を実行する。
【０１１５】
ＣｈＢ＝０の場合、検証者アルゴリズムＶは、ｒ０←Ｒｓｐを実行する。そして、検証者アルゴリズムＶは、ｃ０＝Ｈ（ｒ０，ＣｈＡ・ｒ０−ｔ１，ＣｈＡ・Ｆ（ｒ０）−ｅ１）の等号が成り立つか否かを検証する。検証者アルゴリズムＶは、この検証が成功した場合に認証成功を示す値１を出力し、検証に失敗があった場合に認証失敗を示す値０を出力する。
【０１１６】
ＣｈＢ＝１の場合、検証者アルゴリズムＶは、ｒ１←Ｒｓｐを実行する。そして、検証者アルゴリズムＶは、ｃ１＝Ｈ１（ｒ１，ＣｈＡ・（ｙ−Ｆ（ｒ１））−Ｇ（ｔ１，ｒ１）−ｅ１）の等号が成り立つか否かを検証する。検証者アルゴリズムＶは、この検証が成功した場合に認証成功を示す値１を出力し、検証に失敗があった場合に認証失敗を示す値０を出力する。
【０１１７】
以上、５パス方式に係る効率的なアルゴリズムの構成例について説明した。
【０１１８】
［３−２：並列化アルゴリズムの構成例（図７）］
次に、図７を参照しながら、図６に示した５パス方式のアルゴリズムを並列化する方法について説明する。なお、鍵生成アルゴリズムＧｅｎの構成については説明を省略する。
【０１１９】
先に述べた通り、５パス方式に係る対話プロトコルを適用すれば、偽証が成功する確率を（１／２＋１／ｑ）以下に抑制することができる。従って、この対話プロトコルを２回実行すれば、偽証が成功する確率を（１／２＋１／ｑ）２以下に抑制することができる。さらに、この対話プロトコルをＮ回実行すると、偽証が成功する確率は（１／２＋１／ｑ）Ｎとなり、Ｎを十分に大きい数（例えば、Ｎ＝８０）にすれば、偽証が成功する確率は無視できる程度に小さくなる。
【０１２０】
対話プロトコルを複数回実行する方法としては、例えば、メッセージ、要求、返答のやり取りを逐次的に複数回繰り返す直列的な方法と、１回分のやり取りで複数回分のメッセージ、要求、返答のやり取りを行う並列的な方法とが考えられる。さらに、直列的な方法と並列的な方法とを組み合わせたハイブリッド型の方法も考えられる。ここでは、５パス方式に係る上記の対話プロトコルを並列的に実行するアルゴリズム（以下、並列化アルゴリズム）について説明する。
【０１２１】
工程＃１：
図７に示すように、まず、証明者アルゴリズムＰは、ｉ＝１〜Ｎについて処理（１）〜処理（４）を実行する。
処理（１）：証明者アルゴリズムＰは、ランダムにベクトルｒ０ｉ，ｔ０ｉ∈Ｋｎ及びｅ０ｉ∈Ｋｍを生成する。
処理（２）：証明者アルゴリズムＰは、ｒ１ｉ←ｓ−ｒ０ｉを計算する。この計算は、秘密鍵ｓをベクトルｒ０ｉによりマスクする操作に相当する。
処理（３）：証明者アルゴリズムＰは、ｃ０ｉ←Ｈ（ｒ０ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ）を計算する。
処理（４）：証明者アルゴリズムＰは、ｃ１ｉ←Ｈ（ｒ１ｉ，Ｇ（ｔ０ｉ，ｒ１ｉ）＋ｅ０ｉ）を計算する。
ｉ＝１〜Ｎについて処理（１）〜処理（４）を実行した後、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値Ｃｍｔ←Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ）を実行する。そして、工程＃１で生成されたハッシュ値Ｃｍｔは、検証者アルゴリズムＶに送られる。
【０１２２】
工程＃２：
ハッシュ値Ｃｍｔを受け取った検証者アルゴリズムＶは、ｉ＝１〜Ｎのそれぞれについて、ｑ通り存在する環Ｋの元からランダムに１つの数ＣｈＡｉを選択し、選択した数ＣｈＡｉ（ｉ＝１〜Ｎ）を証明者アルゴリズムＰに送る。
【０１２３】
工程＃３：
数ＣｈＡｉ（ｉ＝１〜Ｎ）を受け取った証明者アルゴリズムＰは、ｉ＝１〜Ｎのそれぞれについて、ｔ１ｉ←ＣｈＡｉ・ｒ０ｉ−ｔ０ｉを計算する。さらに、証明者アルゴリズムＰは、ｉ＝１〜Ｎのそれぞれについて、ｅ１ｉ←ＣｈＡｉ・Ｆ（ｒ０ｉ）−ｅ０ｉを計算する。そして、証明者アルゴリズムＰは、ｔ１１，…，ｔ１Ｎ及びｅ１１，…，ｅ１Ｎを検証者アルゴリズムＶに送る。
【０１２４】
工程＃４：
ｔ１１，…，ｔ１Ｎ及びｅ１１，…，ｅ１Ｎを受け取った検証者アルゴリズムＶは、ｉ＝１〜Ｎのそれぞれについて、２つの検証パターンのうち、どちらの検証パターンを利用するかを選択する。例えば、検証者アルゴリズムＶは、検証パターンの種類を表す２つの数値｛０，１｝の中から１つの数値を選択し、選択した数値を要求ＣｈＢｉに設定する。要求ＣｈＢｉ（ｉ＝１〜Ｎ）は証明者アルゴリズムＰに送られる。
【０１２５】
工程＃５：
要求ＣｈＢｉ（ｉ＝１〜Ｎ）を受け取った証明者アルゴリズムＰは、ｉ＝１〜Ｎについて、受け取った要求ＣｈＢｉに応じて検証者アルゴリズムＶに送り返す返答Ｒｓｐｉを生成する。ＣｈＢｉ＝０の場合、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐｉ＝（ｒ０ｉ，ｃ１ｉ）を生成する。ＣｈＢｉ＝１の場合、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐｉ＝（ｒ１ｉ，ｃ０ｉ）を生成する。工程＃５で生成された返答Ｒｓｐｉ（ｉ＝１〜Ｎ）は、検証者アルゴリズムＶに送られる。
【０１２６】
工程＃６：
返答Ｒｓｐｉ（ｉ＝１〜Ｎ）を受け取った検証者アルゴリズムＶは、受け取った返答Ｒｓｐｉ（ｉ＝１〜Ｎ）を利用して以下の処理（１）及び処理（２）を実行する。
【０１２７】
処理（１）：ＣｈＢｉ＝０の場合、検証者アルゴリズムＶは、（ｒ０ｉ，ｃ１ｉ）←Ｒｓｐｉを実行する。そして、検証者アルゴリズムＶは、ｃ０ｉ＝Ｈ（ｒ０ｉ，ＣｈＡｉ・ｒ０ｉ−ｔ１ｉ，ＣｈＡｉ・Ｆ（ｒ０ｉ）−ｅ１ｉ）を計算する。そして、検証者アルゴリズムＶは、（ｃ０ｉ，ｃ１ｉ）を保持する。
【０１２８】
処理（２）：ＣｈＢｉ＝１の場合、検証者アルゴリズムＶは、（ｒ１ｉ，ｃ０ｉ）←Ｒｓｐｉを実行する。そして、検証者アルゴリズムＶは、ｃ１ｉ＝Ｈ（ｒ１ｉ，ＣｈＡｉ・（ｙ−Ｆ（ｒ１ｉ））−Ｇ（ｔ１ｉ，ｒ１ｉ）−ｅ１ｉ）を計算する。そして、検証者アルゴリズムＶは、（ｃ０ｉ，ｃ１ｉ）を保持する。
【０１２９】
ｉ＝１〜Ｎについて処理（１）及び処理（２）を実行した後、検証者アルゴリズムＶは、Ｃｍｔ＝Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ）の等号が成り立つか否かを検証する。検証者アルゴリズムＶは、この検証が成功した場合に認証成功を示す値１を出力し、検証に失敗があった場合に認証失敗を示す値０を出力する。
【０１３０】
以上、５パス方式に係る効率的な並列化アルゴリズムの構成例について説明した。
【０１３１】
＜４：電子署名方式への変形＞
次に、上記の公開鍵認証方式を電子署名方式へと変形する方法を紹介する。
【０１３２】
公開鍵認証方式のモデルにおける証明者を電子署名方式における署名者に対応させると、証明者のみが検証者を納得させられるという点において、電子署名方式のモデルと近似していることが容易に理解されよう。こうした考えに基づき、上述した公開鍵認証方式を電子署名方式へと変形する方法について説明する。
【０１３３】
［４−１：３パスの公開鍵認証方式から電子署名方式への変形（図８）］
まず、３パスの公開鍵認証方式から電子署名方式への変形について説明する。
【０１３４】
図８に示すように、３パス方式に係る効率的なアルゴリズム（例えば、図５を参照）は、３回の対話及び４つの工程＃１〜工程＃４で表現される。
【０１３５】
工程＃１は、ｉ＝１〜Ｎについて、ａｉ＝（ｒ０ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｒ１ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ０ｉ，ｃ１ｉ，ｃ２ｉ）を生成する処理（１）と、Ｃｍｔ←Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，ｃ２１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ，ｃ２Ｎ）を計算する処理（２）とで構成される。工程＃１で証明者アルゴリズムＰにより生成されたＣｍｔは、検証者アルゴリズムＶへと送られる。
【０１３６】
工程＃２は、Ｃｈ１，…，ＣｈＮを選択する処理で構成される。工程＃２で検証者アルゴリズムＶにより選択されたＣｈ１，…，ＣｈＮは、証明者アルゴリズムＰへと送られる。
【０１３７】
工程＃３は、Ｃｈ１，…，ＣｈＮ及びａ１，…，ａＮを用いてＲｓｐ１，…，ＲｓｐＮを生成する処理で構成される。この処理をＲｓｐｉ←Ｓｅｌｅｃｔ（Ｃｈｉ，ａｉ）と表現する。工程＃３で証明者アルゴリズムＰにより生成されたＲｓｐ１，…，ＲｓｐＮは、検証者アルゴリズムＶへと送られる。
【０１３８】
工程＃４は、Ｃｈ１，…，ＣｈＮ及びＲｓｐ１，…，ＲｓｐＮを用いてｃ０１，ｃ１１，ｃ２１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ，ｃ２Ｎを再生する処理（１）と、再生したｃ０１，ｃ１１，ｃ２１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ，ｃ２Ｎを用いてＣｍｔ＝Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，ｃ２１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ，ｃ２Ｎ）を検証する処理（２）とで構成される。
【０１３９】
上記の工程＃１〜工程＃４で表現される公開鍵認証方式のアルゴリズムは、図８に示すような署名生成アルゴリズムＳｉｇ及び署名検証アルゴリズムＶｅｒに変形される。
【０１４０】
（署名生成アルゴリズムＳｉｇ）
まず、署名生成アルゴリズムＳｉｇの構成について述べる。署名生成アルゴリズムＳｉｇは、以下の処理（１）〜処理（５）で構成される。
【０１４１】
処理（１）：署名生成アルゴリズムＳｉｇは、ａｉ＝（ｒ０ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｒ１ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ０ｉ，ｃ１ｉ，ｃ２ｉ）を生成する。
処理（２）：署名生成アルゴリズムＳｉｇは、Ｃｍｔ←Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，ｃ２１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ，ｃ２Ｎ）を計算する。
処理（３）：署名生成アルゴリズムＳｉｇは、（Ｃｈ１，…，ＣｈＮ）←Ｈ（Ｍ，Ｃｍｔ）を計算する。このＭは、署名を付与する文書である。
処理（４）：署名生成アルゴリズムＳｉｇは、Ｒｓｐｉ←Ｓｅｌｅｃｔ（Ｃｈｉ，ａｉ）を計算する。
処理（５）：署名生成アルゴリズムＳｉｇは、（Ｃｍｔ，Ｒｓｐ１，…，ＲｓｐＮ）を署名に設定する。
【０１４２】
（署名検証アルゴリズムＶｅｒ）
次に、署名検証アルゴリズムＶｅｒの構成について述べる。署名検証アルゴリズムＶｅｒは、以下の処理（１）〜処理（３）で構成される。
【０１４３】
処理（１）：署名検証アルゴリズムＶｅｒは、（Ｃｈ１，…，ＣｈＮ）←Ｈ（Ｍ，Ｃｍｔ）を計算する。
処理（２）：署名検証アルゴリズムＶｅｒは、Ｃｈ１，…，ＣｈＮ及びＲｓｐ１，…，ＲｓｐＮを用いてｃ０１，ｃ１１，ｃ２１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ，ｃ２Ｎを生成する。
処理（３）：署名検証アルゴリズムＶｅｒは、再生したｃ０１，ｃ１１，ｃ２１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ，ｃ２Ｎを用いてＣｍｔ＝Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，ｃ２１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ，ｃ２Ｎ）を検証する。
【０１４４】
以上説明したように、公開鍵認証方式のモデルにおける証明者を電子署名方式における署名者に対応させることで、公開鍵認証方式のアルゴリズムを電子署名方式のアルゴリズムへと変形することが可能になる。
【０１４５】
［４−２：５パスの公開鍵認証方式から電子署名方式への変形（図９）］
次に、５パスの公開鍵認証方式から電子署名方式への変形について説明する。
【０１４６】
図９に示すように、５パス方式に係る効率的なアルゴリズム（例えば、図７を参照）は、５回の対話及び６つの工程＃１〜工程＃６で表現される。
【０１４７】
工程＃１は、ｉ＝１〜Ｎについて、ａｉ＝（ｒ０ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｒ１ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ０ｉ，ｃ１ｉ）を生成する処理（１）と、Ｃｍｔ←Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ）を計算する処理（２）とで構成される。工程＃１で証明者アルゴリズムＰにより生成されたＣｍｔは、検証者アルゴリズムＶへと送られる。
【０１４８】
工程＃２は、ＣｈＡ１，…，ＣｈＡＮを選択する処理で構成される。工程＃２で検証者アルゴリズムＶにより選択されたＣｈＡ１，…，ＣｈＡＮは、証明者アルゴリズムＰへと送られる。
【０１４９】
工程＃３は、ｉ＝１〜Ｎについて、ｂｉ＝（ｔ１ｉ，ｅ１ｉ）を生成する処理で構成される。工程＃３で証明者アルゴリズムＰにより生成されたｂ１，…，ｂＮは、検証者アルゴリズムＶへと送られる。
【０１５０】
工程＃４は、ＣｈＢ１，…，ＣｈＢＮを選択する処理で構成される。工程＃４で検証者アルゴリズムＶにより選択されたＣｈＢ１，…，ＣｈＢＮは、証明者アルゴリズムＰへと送られる。
【０１５１】
工程＃５は、ＣｈＢ１，…，ＣｈＢＮ，ａ１，…，ａＮ，ｂ１，…，ｂＮを用いてＲｓｐ１，…，ＲｓｐＮを生成する処理で構成される。この処理をＲｓｐｉ←Ｓｅｌｅｃｔ（ＣｈＢｉ，ａｉ，ｂｉ）と表現する。工程＃５で証明者アルゴリズムＰにより生成されたＲｓｐ１，…，ＲｓｐＮは、検証者アルゴリズムＶへと送られる。
【０１５２】
工程＃６は、ＣｈＡ１，…，ＣｈＡＮ，ＣｈＢ１，…，ＣｈＢＮ，Ｒｓｐ１，…，ＲｓｐＮを用いてｃ０１，ｃ１１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎを再生する処理（１）と、再生したｃ０１，ｃ１１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎを用いてＣｍｔ＝Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ）を検証する処理（２）とで構成される。
【０１５３】
上記の工程＃１〜工程＃６で表現される公開鍵認証方式のアルゴリズムは、図９に示すような署名生成アルゴリズムＳｉｇ及び署名検証アルゴリズムＶｅｒに変形される。
【０１５４】
（署名生成アルゴリズムＳｉｇ）
まず、署名生成アルゴリズムＳｉｇの構成について述べる。署名生成アルゴリズムＳｉｇは、以下の処理（１）〜処理（７）で構成される。
【０１５５】
処理（１）：署名生成アルゴリズムＳｉｇは、ａｉ＝（ｒ０ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｒ１ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ０ｉ，ｃ１ｉ）を生成する。
処理（２）：署名生成アルゴリズムＳｉｇは、Ｃｍｔ←Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ）を計算する。
処理（３）：署名生成アルゴリズムＳｉｇは、（ＣｈＡ１，…，ＣｈＡＮ）←Ｈ（Ｍ，Ｃｍｔ）を計算する。このＭは、署名を付与する文書である。
処理（４）：署名生成アルゴリズムＳｉｇは、ｉ＝１〜Ｎについて、ｂｉ＝（ｔ１ｉ，ｅ１ｉ）を生成する。
処理（５）：署名生成アルゴリズムＳｉｇは、（ＣｈＢ１，…，ＣｈＢＮ）←Ｈ（Ｍ，Ｃｍｔ，ＣｈＡ１，…，ＣｈＡＮ，ｂ１，…，ｂＮ）を計算する。なお、（ＣｈＢ１，…，ＣｈＢＮ）←Ｈ（ＣｈＡ１，…，ＣｈＡＮ，ｂ１，…，ｂＮ）と変形してもよい。
処理（６）：署名生成アルゴリズムＳｉｇは、Ｒｓｐｉ←Ｓｅｌｅｃｔ（ＣｈＢｉ，ａｉ，ｂｉ）を計算する。
処理（７）：署名生成アルゴリズムＳｉｇは、（Ｃｍｔ，ｂ１，…，ｂＮ，Ｒｓｐ１，…，ＲｓｐＮ）を電子署名に設定する。
【０１５６】
（署名検証アルゴリズムＶｅｒ）
次に、署名検証アルゴリズムＶｅｒの構成について述べる。署名検証アルゴリズムＶｅｒは、以下の処理（１）〜処理（４）で構成される。
【０１５７】
処理（１）：署名検証アルゴリズムＶｅｒは、（ＣｈＡ１，…，ＣｈＡＮ）←Ｈ（Ｍ，Ｃｍｔ）を計算する。
処理（２）：署名検証アルゴリズムＶｅｒは、（ＣｈＢ１，…，ＣｈＢＮ）←Ｈ（Ｍ，Ｃｍｔ，ＣｈＡ１，…，ＣｈＡＮ，ｂ１，…，ｂＮ）を計算する。なお、署名検証アルゴリズムＶｅｒが実行する処理（５）において、（ＣｈＢ１，…，ＣｈＢＮ）←Ｈ（ＣｈＡ１，…，ＣｈＡＮ，ｂ１，…，ｂＮ）と変形した場合、署名検証アルゴリズムＶｅｒは、（ＣｈＢ１，…，ＣｈＢＮ）←Ｈ（ＣｈＡ１，…，ＣｈＡＮ，ｂ１，…，ｂＮ）を計算する。
処理（３）：署名検証アルゴリズムＶｅｒは、ＣｈＡ１，…，ＣｈＡＮ，ＣｈＢ１，…，ＣｈＢＮ，Ｒｓｐ１，…，ＲｓｐＮを用いてｃ０１，ｃ１１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎを生成する。
処理（４）：署名検証アルゴリズムＶｅｒは、再生したｃ０１，ｃ１１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎを用いてＣｍｔ＝Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ）を検証する。
【０１５８】
以上説明したように、公開鍵認証方式のモデルにおける証明者を電子署名方式における署名者に対応させることで、公開鍵認証方式のアルゴリズムを電子署名方式のアルゴリズムへと変形することが可能になる。
【０１５９】
＜５：中間変数の効率的な管理方法＞
ところで、上記の公開鍵認証方式及び電子署名方式のアルゴリズムを実行する際、多くの中間変数を証明者アルゴリズムＰが保持していることに気づくであろう。例えば、図４に示した３パス方式のアルゴリズムにおいて、工程＃１で生成した中間変数ｒ０，ｔ０，ｅ０，ｒ１，ｔ１，ｅ１は、証明者アルゴリズムＰにより保持され、工程＃３で再び利用される。また、図５に示した並列化アルゴリズムのように、工程＃１でメッセージをハッシュ値Ｃｍｔに纏めて送信する構成の場合、証明者アルゴリズムＰは、工程＃３で再び利用する中間変数ｒ０ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｒ１ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ０ｉ，ｃ１ｉ，ｃ２ｉ（ｉ＝１〜Ｎ）を中間変数として保持しておく必要がある。そのため、上記の公開鍵認証方式及び電子署名方式のアルゴリズムを実行するには、十分な記憶領域が必要になる。
【０１６０】
そこで、本件発明者は、証明者アルゴリズムＰが保持すべき中間変数の量を削減し、少ない記憶領域で上記の公開鍵認証方式及び電子署名方式のアルゴリズムを実行できるようにする仕組みを考案した。以下、この仕組み（以下、メモリ削減方法）について説明する。
【０１６１】
［５−１：概要（図１０、図１１）］
まず、図１０及び図１１を参照しながら、本実施形態に係るメモリ削減方法の概要について説明する。図１０は、３パス方式のアルゴリズムを簡略的に表現したものである。一方、図１１は、５パス方式のアルゴリズムを簡略的に表現したものである。
【０１６２】
図１０に示すように、３パス方式の場合、（１）まず、証明者アルゴリズムＰによりＣｍｔが生成され、検証者アルゴリズムＶへと送られる。（２）次いで、検証者アルゴリズムＶによりＣｈが選択され、証明者アルゴリズムＰへと送られる。（３）次いで、証明者アルゴリズムＰによりＲｓｐが生成され、検証者アルゴリズムＶへと送られる。（４）次いで、検証者アルゴリズムＶによりＣｍｔ及びＲｓｐに基づく検証が行われる。
【０１６３】
図１０において、（ａ１，…，ａｕ）は、擬似乱数生成器により生成される中間変数である。一方、（ｂ１，…，ｂｖ）は、乱数成分（ａ１，…，ａｕ）に基づいて生成される中間変数である。また、Ｔ１は、（ｂ１，…，ｂｖ）を生成するための関数である。そして、Ｔ２は、Ｃｍｔを生成するための関数である。さらに、Ｔ３は、Ｒｓｐを生成するための関数である。このように、Ｃｍｔを生成する過程で生成された中間変数は、Ｒｓｐを生成する過程で利用される。そのため、証明者アルゴリズムＰは、Ｃｍｔを検証者アルゴリズムＶへと送った後も中間変数を保持している必要がある。
【０１６４】
５パス方式の場合、図１１に示すように、（１）まず、検証者アルゴリズムＶによりＣｍｔＡが生成され、検証者アルゴリズムＶへと送られる。（２）次いで、検証者アルゴリズムＶによりＣｈＡが選択され、証明者アルゴリズムＰへと送られる。（３）次いで、検証者アルゴリズムＶによりＣｍｔＢが生成され、検証者アルゴリズムＶへと送られる。（４）次いで、検証者アルゴリズムＶによりＣｈＢが選択され、証明者アルゴリズムＰへと送られる。（５）次いで、証明者アルゴリズムＰによりＲｓｐが生成され、検証者アルゴリズムＶへと送られる。（６）次いで、検証者アルゴリズムＶによりＣｍｔ及びＲｓｐに基づく検証が行われる。
【０１６５】
図１１において、（ａ１，…，ａｕ）は、擬似乱数生成器により生成される中間変数である。一方、（ｂ１，…，ｂｖ）は、乱数成分（ａ１，…，ａｕ）に基づいて生成される中間変数である。また、Ｔ１は、（ｂ１，…，ｂｖ）を生成するための関数である。そして、Ｔ２は、ＣｍｔＡを生成するための関数である。また、Ｔ３は、ＣｍｔＢを生成するための関数である。さらに、Ｔ４は、Ｒｓｐを生成するための関数である。このように、ＣｍｔＡを生成する過程で生成された中間変数は、ＣｍｔＢ及びＲｓｐを生成する過程で利用される。そのため、証明者アルゴリズムＰは、ＣｍｔＡを検証者アルゴリズムＶへと送った後も中間変数を保持している必要がある。
【０１６６】
しかしながら、図１０及び図１１に示したアルゴリズムの構成を注意深く分析した結果、擬似乱数生成器に入力するシードの値を保持することにより、中間変数を一時的に破棄できるようにアルゴリズムを変形可能なことが分かった。但し、中間変数を一時的に破棄できるようにするには、ハッシュ値Ｃｍｔの生成手順に工夫を施す必要がある。以下、具体例を参照しながら、一度に多くの中間変数を保持せずに済む工夫について詳細に説明する。なお、この工夫は、３パス方式、５パス方式、電子署名方式のいずれにも適用可能である。
【０１６７】
［５−２：適用例＃１（３パス方式の基本構成への適用）（図１２〜図１４）］
まず、図１２〜図１４を参照しながら、本実施形態に係るメモリ削減方法を３パス方式の基本構成（図４を参照）に適用する場合のアルゴリズム構成について説明する。
【０１６８】
（全体構成）
３パス方式の基本構成は、例えば、図１２のように表現することができる。図１２に示すように、（１）まず、証明者アルゴリズムＰは、メッセージｃ０，ｃ１，ｃ２に基づくハッシュ値Ｃｍｔを生成する。ハッシュ値Ｃｍｔの生成に際し、証明者アルゴリズムＰは、擬似乱数生成器ＰＲＮＧを用いて、（ｒ０，ｔ０，ｅ０）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄ）を生成する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ１，ｔ１，ｅ１）＝（ｓ−ｒ０，ｒ０−ｔ０，Ｆ（ｒ０）−ｅ０）を算出する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ０＝Ｈ（ｒ１，Ｇ（ｔ０，ｒ１）＋ｅ０）、ｃ１＝Ｈ（ｔ０，ｅ０）、ｃ２＝Ｈ（ｔ１，ｅ１）を算出する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、Ｃｍｔ＝Ｈ（ｃ０，ｃ１，ｃ２）を算出する。
【０１６９】
証明者アルゴリズムＰにより生成されたハッシュ値Ｃｍｔは、検証者アルゴリズムＶへと送られる。（２）ハッシュ値Ｃｍｔを受け取った検証者アルゴリズムＶは、チャレンジＣｈを選択する。そして、検証者アルゴリズムＶにより選択されたチャレンジＣｈは、証明者アルゴリズムＰへと送られる。
【０１７０】
（３）チャレンジＣｈを受け取った証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐを生成する。Ｒｓｐの生成に際し、証明者アルゴリズムＰは、チャレンジＣｈに応じて（ｒ０，ｔ０，ｅ０，ｒ１，ｔ１，ｅ１，ｃ０，ｃ１，ｃ２）の中から必要な組み合わせを選択し、返答Ｒｓｐに設定する。そして、証明者アルゴリズムＰにより生成された返答Ｒｓｐは、検証者アルゴリズムＶへと送られる。（４）返答Ｒｓｐを受け取った検証者アルゴリズムＶは、ハッシュ値Ｃｍｔ、チャレンジＣｈ、及び返答Ｒｓｐに基づいて検証を実行する。
【０１７１】
ここで、以上説明した３パス方式の基本構成において、ハッシュ値Ｃｍｔの生成後に中間変数ｒ０，ｔ０，ｅ０，ｒ１，ｔ１，ｅ１，ｃ０，ｃ１，ｃ２を一時的に破棄できるようにしたハッシュ値Ｃｍｔの生成方法について説明する。また、ここで説明するハッシュ値Ｃｍｔの生成方法を適用した場合における返答Ｒｓｐの生成方法についても説明する。
【０１７２】
（ハッシュ値Ｃｍｔの生成方法）
まず、図１３を参照する。図１３に示すように、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値Ｃｍｔの生成を開始すると、まず、（ｒ０，ｓｅｅｄｔ０）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｒ０）を算出し、その後でｒ０及びｓｅｅｄｒ０を記憶する（Ｓ１０１）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｔ０，ｓｅｅｄｅ０）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｔ０）を算出し、その後でｔ０を記憶する（Ｓ１０２）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｅ０，ｓｅｅｄ’）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｅ０）を算出し、その後でｅ０を記憶する（Ｓ１０３）。
【０１７３】
次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｒ１＝ｓ−ｒ０を算出し、その後でｒ１を記憶する（Ｓ１０４）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｔ１＝ｒ０−ｔ０を算出し、その後でｔ１を記憶する（Ｓ１０５）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｅ１＝Ｆ（ｒ０）−ｅ０を算出し、その後でｅ１を記憶し、ｒ０を消去する（Ｓ１０６）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ２＝Ｈ（ｔ１，ｅ１）を算出し、その後でｃ２を記憶し、ｔ１及びｅ１を消去する（Ｓ１０７）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ０＝Ｈ（ｒ１，Ｇ（ｔ０，ｒ１）＋ｅ０）を算出し、その後でｃ０を記憶し、ｒ１を消去する（Ｓ１０８）。
【０１７４】
次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ１＝Ｈ（ｔ０，ｅ０）を算出し、その後でｃ１を記憶し、ｔ０及びｅ０を消去する（Ｓ１０９）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値Ｃｍｔ＝Ｈ（ｃ０，ｃ１，ｃ２）を算出し、その後でｃ０，ｃ１，ｃ２を消去する（Ｓ１１０）。ステップＳ１１０の処理を完了した後、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値Ｃｍｔの生成に係る一連の処理を終了する。なお、この時点で証明者アルゴリズムＰは、中間変数（ｒ０，ｔ０，ｅ０，ｒ１，ｔ１，ｅ１，ｃ０，ｃ１，ｃ２）を保持していない。
【０１７５】
（返答Ｒｓｐの生成方法）
次に、図１４を参照する。図１４に示すように、証明者アルゴリズムＰは、チャレンジＣｈの値を判別する（Ｓ１２１）。Ｃｈ＝０の場合、証明者アルゴリズムＰは、処理をステップＳ１２２に進める。Ｃｈ＝１の場合、証明者アルゴリズムＰは、処理をステップＳ１２４に進める。Ｃｈ＝２の場合、証明者アルゴリズムＰは、処理をステップＳ１２６に進める。
【０１７６】
処理をステップＳ１２２に進めた場合、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ０，ｔ１，ｅ１，ｃ０）を生成する（Ｓ１２２）。このとき、証明者アルゴリズムＰは、図１３に示したアルゴリズムのうち、必要なステップを実行して（ｒ０，ｔ１，ｅ１，ｃ０）を生成する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐ＝（ｒ０，ｔ１，ｅ１，ｃ０）を設定し（Ｓ１２３）、返答Ｒｓｐの生成に係る一連の処理を終了する。
【０１７７】
また、処理をステップＳ１２４に進めた場合、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ１，ｔ０，ｅ０，ｃ２）を生成する（Ｓ１２４）。このとき、証明者アルゴリズムＰは、図１３に示したアルゴリズムのうち、必要なステップを実行して（ｒ１，ｔ０，ｅ０，ｃ２）を生成する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐ＝（ｒ１，ｔ０，ｅ０，ｃ２）を設定し（Ｓ１２５）、返答Ｒｓｐの生成に係る一連の処理を終了する。
【０１７８】
また、処理をステップＳ１２６に進めた場合、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ１，ｔ１，ｅ１，ｃ１）を生成する（Ｓ１２６）。このとき、証明者アルゴリズムＰは、図１３に示したアルゴリズムのうち、必要なステップを実行して（ｒ１，ｔ１，ｅ１，ｃ１）を生成する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐ＝（ｒ１，ｔ１，ｅ１，ｃ１）を設定し（Ｓ１２７）、返答Ｒｓｐの生成に係る一連の処理を終了する。
【０１７９】
以上、本実施形態に係るメモリ削減方法を３パス方式の基本構成に適用する場合のアルゴリズム構成について説明した。上記のメモリ削減方法を適用することにより、少ない記憶領域で３パス方式の公開鍵認証方式を実現することが可能になる。
【０１８０】
［５−３：適用例＃２（３パス方式の並列化構成への適用）（図１５、図１６）］
次に、図１５及び図１６を参照しながら、本実施形態に係るメモリ削減方法を３パスの並列化構成（図５を参照）に適用する場合のアルゴリズム構成について説明する。ここでは、図５に示した３パス方式の並列化アルゴリズムに本実施形態に係るメモリ削減方法を適用する場合のアルゴリズム構成について考える。
【０１８１】
（ハッシュ値Ｃｍｔの生成方法）
まず、図１５を参照する。図１５に示すように、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値Ｃｍｔの生成を開始し、ｉ＝１〜Ｎについて、ステップＳ１３１〜Ｓ１３９の処理を繰り返し実行する。ステップＳ１３１において、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ０ｉ，ｓｅｅｄｔ０ｉ）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｒ０ｉ）を算出し、その後でｒ０ｉを記憶する（Ｓ１３１）。但し、証明者アルゴリズムＰは、ｉ＝１の場合にｓｅｅｄｒ０１を記憶する。
【０１８２】
次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｔ０ｉ，ｓｅｅｄｅ０ｉ）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｔ０ｉ）を算出し、その後でｔ０ｉを記憶する（Ｓ１３２）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｅ０ｉ，ｓｅｅｄｒ０（ｉ＋１））＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｅ０ｉ）を算出し、その後でｅ０ｉを記憶する（Ｓ１３３）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｒ１ｉ＝ｓ−ｒ０ｉを算出し、その後でｒ１ｉを記憶する（Ｓ１３４）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｔ１ｉ＝ｒ０ｉ−ｔ０ｉを算出し、その後でｔ１ｉを記憶する（Ｓ１３５）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｅ１ｉ＝Ｆ（ｒ０ｉ）−ｅ０ｉを算出し、その後でｅ１ｉを記憶し、ｒ０ｉを消去する（Ｓ１３６）。
【０１８３】
次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ２ｉ＝Ｈ（ｔ１ｉ，ｅ１ｉ）を算出し、その後でｃ２ｉを記憶し、ｔ１ｉ及びｅ１ｉを消去する（Ｓ１３７）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ０ｉ＝Ｈ（ｒ１ｉ，Ｇ（ｔ０ｉ，ｒ１ｉ））＋ｅ０ｉを算出し、その後でｃ０ｉを記憶し、ｒ１ｉを消去する（Ｓ１３８）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ１ｉ＝Ｈ（ｔ０ｉ，ｅ０ｉ）を算出し、その後でｃ１ｉを記憶し、ｔ０ｉ及びｅ０ｉを消去する（Ｓ１３９）。
【０１８４】
ｉ＝１〜Ｎについて、ステップＳ１３１〜Ｓ１３９の処理を実行した後、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値Ｃｍｔ＝Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，ｃ２１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ，ｃ２Ｎ）を算出し、その後でｃ０１，ｃ１１，ｃ２１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ，ｃ２Ｎを消去する（Ｓ１４０）。ステップＳ１４０の処理を完了した後、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値Ｃｍｔの生成に係る一連の処理を終了する。なお、この時点で証明者アルゴリズムＰは、中間変数（ｒ０ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｒ１ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ０ｉ，ｃ１ｉ，ｃ２ｉ）（ｉ＝１〜Ｎ）を保持していない。
【０１８５】
（返答Ｒｓｐｉの生成方法）
次に、図１６を参照する。なお、ｉ＝１〜Ｎについて、同様に返答Ｒｓｐｉの生成処理が実行される。図１６に示すように、証明者アルゴリズムＰは、チャレンジＣｈｉの値を判別する（Ｓ１５１）。Ｃｈｉ＝０の場合、証明者アルゴリズムＰは、処理をステップＳ１５２に進める。Ｃｈｉ＝１の場合、証明者アルゴリズムＰは、処理をステップＳ１５４に進める。Ｃｈｉ＝２の場合、証明者アルゴリズムＰは、処理をステップＳ１５６に進める。
【０１８６】
処理をステップＳ１５２に進めた場合、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ０ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ０ｉ）を生成する（Ｓ１５２）。このとき、証明者アルゴリズムＰは、図１５に示したアルゴリズムのうち、必要なステップを実行して（ｒ０ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ０ｉ）を生成する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐｉ＝（ｒ０ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ０ｉ）を設定し（Ｓ１５３）、返答Ｒｓｐｉの生成に係る一連の処理を終了する。
【０１８７】
また、処理をステップＳ１５４に進めた場合、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ１ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｃ２ｉ）を生成する（Ｓ１５４）。このとき、証明者アルゴリズムＰは、図１５に示したアルゴリズムのうち、必要なステップを実行して（ｒ１ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｃ２ｉ）を生成する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐｉ＝（ｒ１ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｃ２ｉ）を設定し（Ｓ１５５）、返答Ｒｓｐｉの生成に係る一連の処理を終了する。
【０１８８】
また、処理をステップＳ１５６に進めた場合、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ１ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ１ｉ）を生成する（Ｓ１５６）。このとき、証明者アルゴリズムＰは、図１５に示したアルゴリズムのうち、必要なステップを実行して（ｒ１ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ１ｉ）を生成する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐｉ＝（ｒ１ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ１ｉ）を設定し（Ｓ１５７）、返答Ｒｓｐｉの生成に係る一連の処理を終了する。
【０１８９】
以上、本実施形態に係るメモリ削減方法を３パス方式の並列化構成に適用する場合のアルゴリズム構成について説明した。上記のメモリ削減方法を適用することにより、少ない記憶領域で３パス方式の並列化された公開鍵認証方式を実現することが可能になる。
【０１９０】
（メモリ削減効果について）
仮に、（ｑ，ｎ，ｍ，Ｎ）＝（２，８０，８０，１４０）とし、ｃｉが１６０ビットで表せるとする場合、上記のメモリ削減方法を適用しないと、１３４４００ビット分の記憶領域が必要になる。しかし、上記のメモリ削減方法を適用した場合、ｃｉ及びｓｅｅｄ・が１６０ビットで表せるならば、アルゴリズムの実行に要する記憶領域は、６８０００ビットまで削減される。つまり、上記のメモリ削減方法を適用することにより、必要な記憶領域のサイズが半分以下で済むようになる。
【０１９１】
［５−４：適用例＃３（５パス方式の基本構成への適用）（図１７〜図２０）］
次に、図１７〜図２０を参照しながら、本実施形態に係るメモリ削減方法を５パスの基本構成（図６を参照）に適用する場合のアルゴリズム構成について説明する。
【０１９２】
（全体構成）
５パス方式の基本構成は、例えば、図１７のように表現することができる。図１７に示すように、（１）まず、証明者アルゴリズムＰは、メッセージｃ０，ｃ１に基づくハッシュ値ＣｍｔＡを生成する。ハッシュ値ＣｍｔＡの生成に際し、証明者アルゴリズムＰは、擬似乱数生成器ＰＲＮＧを用いて、（ｒ０，ｔ０，ｅ０）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄ）を生成する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｒ１＝ｓ−ｒ０を算出する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ０＝Ｈ（ｒ０，ｔ０，ｅ０）、ｃ１＝Ｈ（ｒ１，Ｇ（ｔ０，ｒ１）＋ｅ０）を算出する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ＣｍｔＡ＝Ｈ（ｃ０，ｃ１）を算出する。
【０１９３】
証明者アルゴリズムＰにより生成されたハッシュ値ＣｍｔＡは、検証者アルゴリズムＶへと送られる。（２）ハッシュ値ＣｍｔＡを受け取った検証者アルゴリズムＶは、チャレンジＣｈＡを選択する。そして、検証者アルゴリズムＶにより選択されたチャレンジＣｈＡは、証明者アルゴリズムＰへと送られる。
【０１９４】
（３）チャレンジＣｈＡを受け取った証明者アルゴリズムＰは、チャレンジＣｈＡ、中間変数ｔ１，ｅ１を含むコミットメント値ＣｍｔＢを生成する。コミットメント値ＣｍｔＢの生成に際し、証明者アルゴリズムＰは、ｔ１＝ＣｈＡ＊ｒ０−ｔ０、ｅ１＝ＣｈＡ＊Ｆ（ｒ０）−ｅ０を算出する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ＣｍｔＢ＝（ｔ１，ｅ１）を設定する。
【０１９５】
証明者アルゴリズムＰにより生成されたコミットメント値ＣｍｔＢは、検証者アルゴリズムＶへと送られる。（４）コミットメント値ＣｍｔＢを受け取った検証者アルゴリズムＶは、チャレンジＣｈＢを選択する。そして、検証者アルゴリズムＶにより選択されたチャレンジＣｈＢは、証明者アルゴリズムＰへと送られる。
【０１９６】
（５）チャレンジＣｈＢを受け取った証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐを生成する。Ｒｓｐの生成に際し、証明者アルゴリズムＰは、チャレンジＣｈＢに応じて（ｒ０，ｒ１，ｃ０，ｃ１）の中から必要な組み合わせを選択し、返答Ｒｓｐに設定する。そして、証明者アルゴリズムＰにより生成された返答Ｒｓｐは、検証者アルゴリズムＶへと送られる。（６）返答Ｒｓｐを受け取った検証者アルゴリズムＶは、ハッシュ値ＣｍｔＡ、チャレンジＣｈＡ、コミットメント値ＣｍｔＢ、チャレンジＣｈＢ、及び返答Ｒｓｐに基づいて検証を実行する。
【０１９７】
ここで、以上説明した５パス方式の基本構成において、ハッシュ値ＣｍｔＡの生成後に中間変数ｒ０，ｔ０，ｅ０，ｒ１，ｃ０，ｃ１を一時的に破棄できるようにしたハッシュ値ＣｍｔＡの生成方法について説明する。また、コミットメント値ＣｍｔＢの生成後に中間変数ｒ０，ｔ０，ｅ０を一時的に破棄できるようにしたコミットメント値ＣｍｔＢの生成方法について説明する。さらに、ここで説明するハッシュ値ＣｍｔＡ及びコミットメント値ＣｍｔＢの生成方法を適用した場合における返答Ｒｓｐの生成方法についても説明する。
【０１９８】
（ハッシュ値ＣｍｔＡの生成方法）
まず、図１８を参照する。図１８に示すように、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値ＣｍｔＡの生成を開始すると、まず、（ｒ０，ｓｅｅｄｔ０）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｒ０）を算出し、その後でｒ０及びｓｅｅｄｒ０を記憶する（Ｓ２０１）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｔ０，ｓｅｅｄｅ０）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｔ０）を算出し、その後でｔ０を記憶する（Ｓ２０２）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｅ０，ｓｅｅｄ’）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｅ０）を算出し、その後でｅ０を記憶する（Ｓ２０３）。
【０１９９】
次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｒ１＝ｓ−ｒ０を算出し、その後でｒ１を記憶する（Ｓ２０４）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ０＝Ｈ（ｒ０，ｔ０，ｅ０）を算出し、その後でｃ０を記憶し、ｒ０を消去する（Ｓ２０５）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ１＝Ｈ（ｒ１，Ｇ（ｔ０，ｒ１）＋ｅ０）を算出し、その後でｃ１を記憶し、ｒ１，ｔ０，ｅ０を消去する（Ｓ２０６）。
【０２００】
次いで、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値ＣｍｔＡ＝Ｈ（ｃ０，ｃ１）を算出し、その後でｃ０，ｃ１を消去する（Ｓ２０７）。ステップＳ２０７の処理を完了した後、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値ＣｍｔＡの生成に係る一連の処理を終了する。なお、この時点で証明者アルゴリズムＰは、中間変数（ｒ０，ｔ０，ｅ０，ｒ１，ｃ０，ｃ１）を保持していない。
【０２０１】
（ハッシュ値ＣｍｔＢの生成方法）
次に、図１９を参照する。図１９に示すように、証明者アルゴリズムＰは、コミットメント値ＣｍｔＢの生成を開始すると、まず、（ｒ０，ｓｅｅｄｔ０）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｒ０）を算出し、その後でｒ０及びｓｅｅｄｒ０を記憶する（Ｓ２１１）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｔ０，ｓｅｅｄｅ０）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｔ０）を算出し、その後でｔ０を記憶する（Ｓ２１２）。
【０２０２】
次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｔ１＝ＣｈＡ＊ｒ０−ｔ０を算出し、その後でｔ１を記憶し、ｔ０を消去する（Ｓ２１３）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｅ０，ｓｅｅｄ’）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｅ０）を算出し、その後でｅ０を記憶する（Ｓ２１４）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｅ１＝Ｆ（ｒ０）−ｅ０を算出し、その後でｅ１を記憶し、ｒ０，ｅ０を消去する（Ｓ２１５）。
【０２０３】
次いで、証明者アルゴリズムＰは、コミットメント値ＣｍｔＢ＝（ｔ１，ｅ１）を設定する（Ｓ２１６）。ステップＳ２１６の処理を完了した後、証明者アルゴリズムＰは、コミットメント値ＣｍｔＢの生成に係る一連の処理を終了する。なお、この時点で証明者アルゴリズムＰは、中間変数（ｒ０，ｔ０，ｅ０）を保持していない。
【０２０４】
（返答Ｒｓｐの生成方法）
次に、図２０を参照する。図２０に示すように、証明者アルゴリズムＰは、チャレンジＣｈＢの値を判別する（Ｓ２２１）。ＣｈＢ＝０の場合、証明者アルゴリズムＰは、処理をステップＳ２２２に進める。ＣｈＢ＝１の場合、証明者アルゴリズムＰは、処理をステップＳ２２４に進める。
【０２０５】
処理をステップＳ２２２に進めた場合、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ０，ｃ１）を生成する（Ｓ２２２）。このとき、証明者アルゴリズムＰは、図１８に示したアルゴリズムのうち、必要なステップを実行して（ｒ０，ｃ１）を生成する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐ＝（ｒ０，ｃ１）を設定し（Ｓ２２３）、返答Ｒｓｐの生成に係る一連の処理を終了する。
【０２０６】
また、処理をステップＳ２２４に進めた場合、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ１，ｃ０）を生成する（Ｓ２２４）。このとき、証明者アルゴリズムＰは、図１８に示したアルゴリズムのうち、必要なステップを実行して（ｒ１，ｃ０）を生成する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐ＝（ｒ１，ｃ０）を設定し（Ｓ２２５）、返答Ｒｓｐの生成に係る一連の処理を終了する。
【０２０７】
以上、本実施形態に係るメモリ削減方法を５パス方式の基本構成に適用する場合のアルゴリズム構成について説明した。上記のメモリ削減方法を適用することにより、少ない記憶領域で５パス方式の公開鍵認証方式を実現することが可能になる。
【０２０８】
［５−５：適用例＃４（５パス方式の並列化構成への適用）（図２０、図２１）］
次に、図２１及び図２２を参照しながら、本実施形態に係るメモリ削減方法を５パスの並列化構成（図７を参照）に適用する場合のアルゴリズム構成について説明する。ここでは、図７に示した５パス方式の並列化アルゴリズムに本実施形態に係るメモリ削減方法を適用する場合のアルゴリズム構成について考える。
【０２０９】
（ハッシュ値ＣｍｔＡの生成方法）
まず、図２１を参照する。図２１に示すように、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値ＣｍｔＡの生成を開始し、ｉ＝１〜Ｎについて、ステップＳ２３１〜Ｓ２３６の処理を繰り返し実行する。ステップＳ２３１において、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ０ｉ，ｓｅｅｄｔ０ｉ）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｒ０ｉ）を算出し、その後でｒ０ｉを記憶する（Ｓ２３１）。但し、証明者アルゴリズムＰはi＝１の場合にｓｅｅｄｒ０１を記憶する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｔ０ｉ，ｓｅｅｄｅ０ｉ）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｔ０ｉ）を算出し、その後でｔ０ｉを記憶する（Ｓ２３２）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｅ０ｉ，ｓｅｅｄｒ０（ｉ＋１））＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｅ０ｉ）を算出し、その後でｅ０ｉを記憶する（Ｓ２３３）。
【０２１０】
次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｒ１ｉ＝ｓ−ｒ０ｉを算出し、その後でｒ１ｉを記憶する（Ｓ２３４）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ０ｉ＝Ｈ（ｒ０ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ）を算出し、その後でｃ０ｉを記憶し、ｒ０ｉを消去する（Ｓ２３５）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ１ｉ＝Ｈ（ｒ１ｉ，Ｇ（ｔ０ｉ，ｒ１ｉ）＋ｅ０ｉ）を算出し、その後でｃ１ｉを記憶し、ｒ１ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉを消去する（Ｓ２３６）。
【０２１１】
ｉ＝１〜Ｎについて、ステップＳ２３１〜Ｓ２３６の処理を実行した後、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値ＣｍｔＡ＝Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ）を算出し、その後でｃ０１，ｃ１１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎを消去する（Ｓ２３７）。ステップＳ２３７の処理を完了した後、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値ＣｍｔＡの生成に係る一連の処理を終了する。なお、この時点で証明者アルゴリズムＰは、中間変数（ｒ０ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｒ１ｉ，ｃ０ｉ，ｃ１ｉ）（ｉ＝１〜Ｎ）を保持していない。
【０２１２】
（ハッシュ値ＣｍｔＢの生成方法）
次に、図２２を参照する。図２２に示すように、証明者アルゴリズムＰは、コミットメント値ＣｍｔＢの生成を開始し、ｉ＝１〜Ｎについて、ステップＳ２４１〜Ｓ２４６の処理を繰り返し実行する。ステップＳ２４１において、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ０ｉ，ｓｅｅｄｔ０ｉ）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｒ０ｉ）を算出し、その後でｒ０ｉを記憶する（Ｓ２４１）。但し、証明者アルゴリズムＰはi＝１の場合にｓｅｅｄｒ０１を記憶する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｔ０ｉ，ｓｅｅｄｅ０ｉ）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｔ０ｉ）を算出し、その後でｔ０ｉを記憶する（Ｓ２４２）。
【０２１３】
次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｔ１ｉ＝ＣｈＡｉ＊ｒ０ｉ−ｔ０ｉを算出し、その後でｔ１ｉを記憶し、ｔ０ｉを消去する（Ｓ２４３）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｅ０ｉ，ｓｅｅｄｒ０（ｉ＋１））＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｅ０ｉ）を算出し、その後でｅ０ｉを記憶する（Ｓ２４４）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｅ１ｉ＝Ｆ（ｒ０ｉ）−ｅ０ｉを算出し、その後でｅ１ｉを記憶し、ｒ０ｉ，ｅ０ｉを消去する（Ｓ２４５）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、コミットメント値ＣｍｔＢ＝（ｔ１ｉ，ｅ１ｉ）を設定し、検証者アルゴリズムＶへと送り、その後でｔ１ｉ，ｅ１ｉを消去する（Ｓ２４６）。
【０２１４】
ｉ＝１〜Ｎについて、ステップＳ２４１〜Ｓ２４６の処理を実行した後、証明者アルゴリズムＰは、コミットメント値ＣｍｔＢの生成に係る一連の処理を終了する。なお、この時点で証明者アルゴリズムＰは、中間変数（ｒ０ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ）（ｉ＝１〜Ｎ）を保持していない。
【０２１５】
（返答Ｒｓｐｉの生成方法）
次に、図２３を参照する。なお、ｉ＝１〜Ｎについて、同様に返答Ｒｓｐｉの生成処理が実行される。図２３に示すように、証明者アルゴリズムＰは、チャレンジＣｈＢｉの値を判別する（Ｓ２５１）。ＣｈＢｉ＝０の場合、証明者アルゴリズムＰは、処理をステップＳ２５２に進める。ＣｈＢｉ＝１の場合、証明者アルゴリズムＰは、処理をステップＳ２５４に進める。
【０２１６】
処理をステップＳ２５２に進めた場合、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ０ｉ，ｃ１ｉ）を生成する（Ｓ２５２）。このとき、証明者アルゴリズムＰは、図２１に示したアルゴリズムのうち、必要なステップを実行して（ｒ０ｉ，ｃ１ｉ）を生成する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐｉ＝（ｒ０ｉ，ｃ１ｉ）を設定し（Ｓ２５３）、返答Ｒｓｐｉの生成に係る一連の処理を終了する。
【０２１７】
また、処理をステップＳ２５４に進めた場合、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ１ｉ，ｃ０ｉ）を生成する（Ｓ２５４）。このとき、証明者アルゴリズムＰは、図２１に示したアルゴリズムのうち、必要なステップを実行して（ｒ１ｉ，ｃ０ｉ）を生成する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐｉ＝（ｒ１ｉ，ｃ０ｉ）を設定し（Ｓ２５５）、返答Ｒｓｐｉの生成に係る一連の処理を終了する。
【０２１８】
以上、本実施形態に係るメモリ削減方法を５パス方式の並列化構成に適用する場合のアルゴリズム構成について説明した。上記のメモリ削減方法を適用することにより、少ない記憶領域で５パス方式の並列化された公開鍵認証方式を実現することが可能になる。
【０２１９】
（メモリ削減効果について）
仮に、（ｑ，ｎ，ｍ，Ｎ）＝（２，８０，８０，９０）とし、ｃｉが１６０ビットで表せるとする場合、上記のメモリ削減方法を適用しないと、７２０００ビット分以上の記憶領域が必要になる。しかし、上記のメモリ削減方法を適用した場合、ｃｉ及びｓｅｅｄ・が１６０ビットで表せるならば、アルゴリズムの実行に要する記憶領域は、２９６００ビット以下にまで削減される。つまり、上記のメモリ削減方法を適用することにより、必要な記憶領域のサイズが半分以下で済むようになる。
【０２２０】
［５−６：適用例＃５（電子署名方式への適用）］
次に、本実施形態に係るメモリ削減方法を電子署名方式（図８及び図９を参照）に適用する場合のアルゴリズム構成について述べる。図８及び図９に示した通り、上記の電子署名方式は、３パス方式や５パス方式の並列化アルゴリズムから得られる。そのため、署名生成アルゴリズムＳｉｇが実行する処理には、ＣｍｔやＲｓｐｉの生成処理が含まれる。そこで、これらの処理に上記のメモリ削減方法を適用することで、一度に保持すべき中間変数の最大量が低減するため、少ない記憶領域で上記の電子署名方式に係るアルゴリズムを実行することが可能になる。
【０２２１】
［５−７：変形例Ａ（ハッシュ関数の構造を考慮した構成）（図２４）］
ところで、上記の各アルゴリズムにおいては、ハッシュ値Ｃｍｔ又はＣｍｔＡを算出するために記憶領域にメッセージの値を保持していた。例えば、図１５の例ではメッセージｃ０ｉ，ｃ１ｉ，ｃ２ｉ（ｉ＝１〜Ｎ）が記憶領域に保持されている。同様に、図２１の例ではメッセージｃ０ｉ，ｃ１ｉ（ｉ＝１〜Ｎ）が記憶領域に保持されている。しかしながら、メッセージの値を全て記憶領域に格納しておくことは、記憶領域のサイズを節約するという観点からは好ましくない。そこで、本件発明者は、ハッシュ関数の構造に注目し、メッセージの値を全て記憶領域に格納しておくことなく、ハッシュ値Ｃｍｔ又はＣｍｔＡを算出する方法を考案した。
【０２２２】
多くの場合、ハッシュ関数は、入力をブロック単位に区切り、ブロック単位で順次処理を進める構造を有している。例えば、ＳＨＡ−１の場合、ハッシュ関数は、図２４に示すような構造を有している。図２４に示すハッシュ関数は、入力ＭをＺ個のブロックｍ１，…，ｍＺに区切り、インデックスｊをインクリメントしながら、ブロックｍｊを初期値ＩＶ又は中間値ＣＶｊと共に所定の関数ＣＦに作用させてハッシュ値を生成する。従って、中間値ＣＶｊが得られた時点で、それ以前に利用したブロックは不要になる。そこで、この特性を利用し、アルゴリズムの実行に必要な記憶領域のサイズを更に削減する仕組みを考案した。以下、この仕組みについて具体的に説明する。
【０２２３】
（５−７−１：変形例Ａ１（３パス方式への適用）（図２５、図２６））
まず、図２５及び図２６を参照する。図２５及び図２６は、図１５に示したアルゴリズムを改良した構成（ハッシュ関数の構造を考慮したアルゴリズム）を示したものである。
【０２２４】
図２５に示すように、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値Ｃｍｔの生成を開始し、ｉ＝１〜Ｎについて、ステップＳ３０１〜Ｓ３１０の処理を繰り返し実行する。ステップＳ３０１において、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ０ｉ，ｓｅｅｄｔ０ｉ）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｒ０ｉ）を算出し、その後でｒ０ｉを記憶する（Ｓ３０１）。但し、証明者アルゴリズムＰは、ｉ＝１の場合にｓｅｅｄｒ０１を記憶する。
【０２２５】
次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｔ０ｉ，ｓｅｅｄｅ０ｉ）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｔ０ｉ）を算出し、その後でｔ０ｉを記憶する（Ｓ３０２）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｅ０ｉ，ｓｅｅｄｒ０（ｉ＋１））＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｅ０ｉ）を算出し、その後でｅ０ｉを記憶する（Ｓ３０３）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｒ１ｉ＝ｓ−ｒ０ｉを算出し、その後でｒ１ｉを記憶する（Ｓ３０４）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｔ１ｉ＝ｒ０ｉ−ｔ０ｉを算出し、その後でｔ１ｉを記憶する（Ｓ３０５）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｅ１ｉ＝Ｆ（ｒ０ｉ）−ｅ０ｉを算出し、その後でｅ１ｉを記憶し、ｒ０ｉを消去する（Ｓ３０６）。
【０２２６】
次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ２ｉ＝Ｈ（ｔ１ｉ，ｅ１ｉ）を算出し、その後でｃ２ｉを記憶し、ｔ１ｉ及びｅ１ｉを消去する（Ｓ３０７）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ０ｉ＝Ｈ（ｒ１ｉ，Ｇ（ｔ０ｉ，ｒ１ｉ））＋ｅ０ｉを算出し、その後でｃ０ｉを記憶し、ｒ１ｉを消去する（Ｓ３０８）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ１ｉ＝Ｈ（ｔ０ｉ，ｅ０ｉ）を算出し、その後でｃ１ｉを記憶し、ｔ０ｉ及びｅ０ｉを消去する（Ｓ３０９）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値Ｃｍｔ＝Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，ｃ２１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ，ｃ２Ｎ）の算出に係る計算を実行する（Ｓ３１０：詳細は後述）。
【０２２７】
ｉ＝１〜Ｎについて、ステップＳ３０１〜Ｓ３１０の処理を実行した後、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値Ｃｍｔの生成に係る一連の処理を終了する。なお、この時点で証明者アルゴリズムＰは、中間変数（ｒ０ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｒ１ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ０ｉ，ｃ１ｉ，ｃ２ｉ）（ｉ＝１〜Ｎ）を保持していない。
【０２２８】
（ステップＳ３１０の処理について）
ここで、図２６を参照しながら、ステップＳ３１０の処理について詳細に説明する。
【０２２９】
図２６に示すように、ステップＳ３１０において、証明者アルゴリズムＰは、既に記憶領域に保持しているメッセージ…，ｃ０ｉ，ｃ１ｉ，ｃ２ｉの合計サイズがハッシュ関数のブロック単位以上であるか否かを判定する（Ｓ３１１）。保持しているメッセージの合計サイズがブロック単位以上の場合、証明者アルゴリズムＰは、処理をステップＳ３１２に進める。一方、保持しているメッセージの合計サイズがブロック単位より小さい場合、証明者アルゴリズムＰは、処理をステップＳ３１３に進める。
【０２３０】
処理をステップＳ３１２に進めた場合、証明者アルゴリズムＰは、記憶領域に保持しているメッセージ…，ｃ０ｉ，ｃ１ｉ，ｃ２ｉと、ＩＶ又は中間値ＣＶｊを利用して次の中間値ＣＶｊ＋１を生成して記憶領域に格納し、その後でメッセージ…，ｃ０ｉ，ｃ１ｉ，ｃ２ｉ及び中間値ＣＶｊを消去する（Ｓ３１２）。一方、処理をステップＳ３１３に進めた場合、証明者アルゴリズムＰは、メッセージｃ０ｉ，ｃ１ｉ，ｃ２ｉを記憶領域に格納する（Ｓ３１３）。ステップＳ３１２又はＳ３１３の処理を実行した後、証明者アルゴリズムＰは、ステップＳ３１０の処理を終了する。
【０２３１】
以上、ハッシュ関数の構造を考慮した３パス方式のアルゴリズムについて説明した。この構成を適用すると、（ｑ，ｎ，ｍ，Ｎ）＝（２，８０，８０，１４０）とし、ｃｉ及びｓｅｅｄ・が１６０ビットで表せ、かつ、ハッシュ関数のブロック単位が５１２ビットの場合、アルゴリズムの実行に要する記憶領域は、１９５２ビット以下まで削減される。
【０２３２】
（５−７−２：変形例Ａ２（５パス方式への適用）（図２７、図２８））
次に、図２７及び図２８を参照する。図２７及び図２８は、図２１に示したアルゴリズムを改良した構成（ハッシュ関数の構造を考慮したアルゴリズム）を示したものである。
【０２３３】
図２７に示すように、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値ＣｍｔＡの生成を開始し、ｉ＝１〜Ｎについて、ステップＳ４０１〜Ｓ４０７の処理を繰り返し実行する。ステップＳ４０１において、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ０ｉ，ｓｅｅｄｔ０ｉ）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｒ０ｉ）を算出し、その後でｒ０ｉを記憶する（Ｓ４０１）。但し、証明者アルゴリズムＰはi＝１の場合にｓｅｅｄｒ０１を記憶する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｔ０ｉ，ｓｅｅｄｅ０ｉ）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｔ０ｉ）を算出し、その後でｔ０ｉを記憶する（Ｓ４０２）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｅ０ｉ，ｓｅｅｄｒ０（ｉ＋１））＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｅ０ｉ）を算出し、その後でｅ０ｉを記憶する（Ｓ４０３）。
【０２３４】
次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｒ１ｉ＝ｓ−ｒ０ｉを算出し、その後でｒ１ｉを記憶する（Ｓ４０４）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ０ｉ＝Ｈ（ｒ０ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ）を算出し、その後でｃ０ｉを記憶し、ｒ０ｉを消去する（Ｓ４０５）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ１ｉ＝Ｈ（ｒ１ｉ，Ｇ（ｔ０ｉ，ｒ１ｉ）＋ｅ０ｉ）を算出し、その後でｃ１ｉを記憶し、ｒ１ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉを消去する（Ｓ４０６）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値ＣｍｔＡ＝Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ）の算出に係る計算を実行する（Ｓ４０７：詳細は後述）。
【０２３５】
ｉ＝１〜Ｎについて、ステップＳ４０１〜Ｓ４０７の処理を実行した後、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値ＣｍｔＡの生成に係る一連の処理を終了する。なお、この時点で証明者アルゴリズムＰは、中間変数（ｒ０ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｒ１ｉ，ｃ０ｉ，ｃ１ｉ）（ｉ＝１〜Ｎ）を保持していない。
【０２３６】
（ステップＳ４０７の処理について）
ここで、図２８を参照しながら、ステップＳ４０７の処理について詳細に説明する。
【０２３７】
図２８に示すように、ステップＳ４０７において、証明者アルゴリズムＰは、既に記憶領域に保持しているメッセージ…，ｃ０ｉ，ｃ１ｉの合計サイズがハッシュ関数のブロック単位以上であるか否かを判定する（Ｓ４１１）。保持しているメッセージの合計サイズがブロック単位以上の場合、証明者アルゴリズムＰは、処理をステップＳ４１２に進める。一方、保持しているメッセージの合計サイズがブロック単位より小さい場合、証明者アルゴリズムＰは、処理をステップＳ４１３に進める。
【０２３８】
処理をステップＳ４１２に進めた場合、証明者アルゴリズムＰは、記憶領域に保持しているメッセージ…，ｃ０ｉ，ｃ１ｉと、ＩＶ又は中間値ＣＶｊを利用して次の中間値ＣＶｊ＋１を生成して記憶領域に格納し、その後でメッセージ…，ｃ０ｉ，ｃ１ｉ及び中間値ＣＶｊを消去する（Ｓ４１２）。一方、処理をステップＳ４１３に進めた場合、証明者アルゴリズムＰは、メッセージｃ０ｉ，ｃ１ｉを記憶領域に格納する（Ｓ４１３）。ステップＳ４１２又はＳ４１３の処理を実行した後、証明者アルゴリズムＰは、ステップＳ４０７の処理を終了する。
【０２３９】
以上、ハッシュ関数の構造を考慮した５パス方式のアルゴリズムについて説明した。この構成を適用すると、（ｑ，ｎ，ｍ，Ｎ）＝（２，８０，８０，９０）とし、ｃｉ及びｓｅｅｄ・が１６０ビットで表せ、かつ、ハッシュ関数のブロック単位が５１２ビットの場合、アルゴリズムの実行に要する記憶領域は、１７１２ビット以下まで削減される。
【０２４０】
［５−８：変形例Ｂ（シードの決め方）］
これまで、一つのシードから全ての乱数が生成される構成を念頭に置いて説明を進めてきたが、上記の各アルゴリズムは、このような構成に限定されるものではない。つまり、複数のシードから乱数が生成されるように構成することも可能である。例えば、下記の式（１３）〜式（１５）に示すように、１つのシードに対し、事前に取り決めた値を作用させ、任意の変数にランダムアクセスすることができるように構成してもよい。この例では、シードｓｅｅｄ、テキスト“ｒ”，“ｔ”，“ｅ”、インデックスｉを組み合わせている。この例のように、一つのシードｓｅｅｄから任意の変数へとランダムアクセスできるようにすることで、必要な中間変数を直ちに取得することが可能になり、演算速度の向上が期待できる。
【０２４１】
【数１１】
【０２４２】
以上、中間変数の効率的な管理方法について説明した。上記の方法を適用することで、アルゴリズムの実行に要する記憶領域のサイズを削減することが可能になる。
【０２４３】
＜６：ハードウェア構成例（図２９）＞
上記の各アルゴリズムは、例えば、図２９に示す情報処理装置のハードウェア構成を用いて実行することが可能である。つまり、当該各アルゴリズムの処理は、コンピュータプログラムを用いて図２９に示すハードウェアを制御することにより実現される。なお、このハードウェアの形態は任意であり、例えば、パーソナルコンピュータ、携帯電話、ＰＨＳ、ＰＤＡ等の携帯情報端末、ゲーム機、接触式又は非接触式のＩＣチップ、接触式又は非接触式のＩＣカード、又は種々の情報家電がこれに含まれる。但し、上記のＰＨＳは、Ｐｅｒｓｏｎａｌ Ｈａｎｄｙ−ｐｈｏｎｅ Ｓｙｓｔｅｍの略である。また、上記のＰＤＡは、Ｐｅｒｓｏｎａｌ Ｄｉｇｉｔａｌ Ａｓｓｉｓｔａｎｔの略である。
【０２４４】
図２９に示すように、このハードウェアは、主に、ＣＰＵ９０２と、ＲＯＭ９０４と、ＲＡＭ９０６と、ホストバス９０８と、ブリッジ９１０と、を有する。さらに、このハードウェアは、外部バス９１２と、インターフェース９１４と、入力部９１６と、出力部９１８と、記憶部９２０と、ドライブ９２２と、接続ポート９２４と、通信部９２６と、を有する。但し、上記のＣＰＵは、Ｃｅｎｔｒａｌ Ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ Ｕｎｉｔの略である。また、上記のＲＯＭは、Ｒｅａｄ Ｏｎｌｙ Ｍｅｍｏｒｙの略である。そして、上記のＲＡＭは、Ｒａｎｄｏｍ Ａｃｃｅｓｓ Ｍｅｍｏｒｙの略である。
【０２４５】
ＣＰＵ９０２は、例えば、演算処理装置又は制御装置として機能し、ＲＯＭ９０４、ＲＡＭ９０６、記憶部９２０、又はリムーバブル記録媒体９２８に記録された各種プログラムに基づいて各構成要素の動作全般又はその一部を制御する。ＲＯＭ９０４は、ＣＰＵ９０２に読み込まれるプログラムや演算に用いるデータ等を格納する手段である。ＲＡＭ９０６には、例えば、ＣＰＵ９０２に読み込まれるプログラムや、そのプログラムを実行する際に適宜変化する各種パラメータ等が一時的又は永続的に格納される。
【０２４６】
これらの構成要素は、例えば、高速なデータ伝送が可能なホストバス９０８を介して相互に接続される。一方、ホストバス９０８は、例えば、ブリッジ９１０を介して比較的データ伝送速度が低速な外部バス９１２に接続される。また、入力部９１６としては、例えば、マウス、キーボード、タッチパネル、ボタン、スイッチ、及びレバー等が用いられる。さらに、入力部９１６としては、赤外線やその他の電波を利用して制御信号を送信することが可能なリモートコントローラ（以下、リモコン）が用いられることもある。
【０２４７】
出力部９１８としては、例えば、ＣＲＴ、ＬＣＤ、ＰＤＰ、又はＥＬＤ等のディスプレイ装置、スピーカ、ヘッドホン等のオーディオ出力装置、プリンタ、携帯電話、又はファクシミリ等、取得した情報を利用者に対して視覚的又は聴覚的に通知することが可能な装置である。但し、上記のＣＲＴは、Ｃａｔｈｏｄｅ Ｒａｙ Ｔｕｂｅの略である。また、上記のＬＣＤは、Ｌｉｑｕｉｄ Ｃｒｙｓｔａｌ Ｄｉｓｐｌａｙの略である。そして、上記のＰＤＰは、Ｐｌａｓｍａ ＤｉｓｐｌａｙＰａｎｅｌの略である。さらに、上記のＥＬＤは、Ｅｌｅｃｔｒｏ−Ｌｕｍｉｎｅｓｃｅｎｃｅ Ｄｉｓｐｌａｙの略である。
【０２４８】
記憶部９２０は、各種のデータを格納するための装置である。記憶部９２０としては、例えば、ハードディスクドライブ（ＨＤＤ）等の磁気記憶デバイス、半導体記憶デバイス、光記憶デバイス、又は光磁気記憶デバイス等が用いられる。但し、上記のＨＤＤは、Ｈａｒｄ Ｄｉｓｋ Ｄｒｉｖｅの略である。
【０２４９】
ドライブ９２２は、例えば、磁気ディスク、光ディスク、光磁気ディスク、又は半導体メモリ等のリムーバブル記録媒体９２８に記録された情報を読み出し、又はリムーバブル記録媒体９２８に情報を書き込む装置である。リムーバブル記録媒体９２８は、例えば、ＤＶＤメディア、Ｂｌｕ−ｒａｙメディア、ＨＤ ＤＶＤメディア、各種の半導体記憶メディア等である。もちろん、リムーバブル記録媒体９２８は、例えば、非接触型ＩＣチップを搭載したＩＣカード、又は電子機器等であってもよい。但し、上記のＩＣは、Ｉｎｔｅｇｒａｔｅｄ Ｃｉｒｃｕｉｔの略である。
【０２５０】
接続ポート９２４は、例えば、ＵＳＢポート、ＩＥＥＥ１３９４ポート、ＳＣＳＩ、ＲＳ−２３２Ｃポート、又は光オーディオ端子等のような外部接続機器９３０を接続するためのポートである。外部接続機器９３０は、例えば、プリンタ、携帯音楽プレーヤ、デジタルカメラ、デジタルビデオカメラ、又はＩＣレコーダ等である。但し、上記のＵＳＢは、Ｕｎｉｖｅｒｓａｌ Ｓｅｒｉａｌ Ｂｕｓの略である。また、上記のＳＣＳＩは、Ｓｍａｌｌ Ｃｏｍｐｕｔｅｒ Ｓｙｓｔｅｍ Ｉｎｔｅｒｆａｃｅの略である。
【０２５１】
通信部９２６は、ネットワーク９３２に接続するための通信デバイスであり、例えば、有線又は無線ＬＡＮ、Ｂｌｕｅｔｏｏｔｈ（登録商標）、又はＷＵＳＢ用の通信カード、光通信用のルータ、ＡＤＳＬ用のルータ、又は接触又は非接触通信用のデバイス等である。また、通信部９２６に接続されるネットワーク９３２は、有線又は無線により接続されたネットワークにより構成され、例えば、インターネット、家庭内ＬＡＮ、赤外線通信、可視光通信、放送、又は衛星通信等である。但し、上記のＬＡＮは、Ｌｏｃａｌ Ａｒｅａ Ｎｅｔｗｏｒｋの略である。また、上記のＷＵＳＢは、Ｗｉｒｅｌｅｓｓ ＵＳＢの略である。そして、上記のＡＤＳＬは、Ａｓｙｍｍｅｔｒｉｃ Ｄｉｇｉｔａｌ Ｓｕｂｓｃｒｉｂｅｒ Ｌｉｎｅの略である。
【０２５２】
＜７：まとめ＞
最後に、本技術の実施形態に係る技術内容について簡単に纏める。ここで述べる技術内容は、例えば、ＰＣ、携帯電話、ゲーム機、情報端末、情報家電、カーナビゲーションシステム等、種々の情報処理装置に対して適用することができる。なお、以下で述べる情報処理装置の機能は、１台の情報処理装置を利用して実現することも可能であるし、複数台の情報処理装置を利用して実現することも可能である。また、以下で述べる情報処理装置が処理を実行する際に用いるデータ記憶手段及び演算処理手段は、当該情報処理装置に設けられたものであってもよいし、ネットワークを介して接続された機器に設けられたものであってもよい。
【０２５３】
上記の情報処理装置の機能構成は以下のように表現される。例えば、下記（１）に記載の情報処理装置は、多次多変数連立方程式の求解困難性に安全性の根拠を置く効率的な公開鍵認証方式又は電子署名方式のアルゴリズムを実行する機能を有する。
【０２５４】
（１）
シードから乱数の組を発生させる乱数生成部と、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するメッセージ生成部と、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するメッセージ提供部と、
ｋ通り（ｋ≧３）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供する回答提供部と、
を備え、
前記ベクトルｓは秘密鍵であり、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、
前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、
前記メッセージは、前記公開鍵及び前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、
前記メッセージ生成部は、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、
情報処理装置。
【０２５５】
（２）
前記回答提供部は、前記記憶装置に格納されたシードを利用し、前記回答情報として用いる前記乱数又は前記中間変数を再生成する、
上記（１）に記載の情報処理装置。
【０２５６】
（３）
前記メッセージ生成部は、Ｎ回分（Ｎ≧２）のメッセージを生成し、
前記メッセージ提供部は、Ｎ回分の前記メッセージを１回の対話で前記検証者に提供し、
前記回答提供部は、Ｎ回分の前記メッセージのそれぞれについて前記検証者が選択した検証パターンに対応するＮ回分の前記回答情報を１回の対話で前記検証者に提供する、
上記（１）又は（２）に記載の情報処理装置。
【０２５７】
（４）
前記メッセージ生成部は、前記Ｎ回分のメッセージから１つのハッシュ値を生成し、
前記メッセージ提供部は、前記Ｎ回分のメッセージに代えて前記ハッシュ値を前記検証者に提供する、
上記（３）に記載の情報処理装置。
【０２５８】
（５）
前記メッセージ生成部は、生成した前記メッセージを記憶装置に格納し、前記記憶装置に格納したメッセージの合計サイズがハッシュ関数のブロック単位より大きい場合に、当該記憶装置に格納したメッセージを利用して、当該ハッシュ関数が前記ハッシュ値の計算途中で算出する中間値を算出し、前記記憶装置に格納したメッセージを消去する処理を逐次実行して前記ハッシュ値を算出する、
上記（４）に記載の情報処理装置。
【０２５９】
（６）
シードから乱数の組を発生させる乱数生成部と、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するメッセージ生成部と、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するメッセージ提供部と、
前記検証者がランダムに選択した第１の情報及び前記メッセージを生成する際に得られる第２の情報を用いて第３の情報を生成する中間情報生成部と、
前記検証者に前記第３の情報を提供する中間情報提供部と、
ｋ通り（ｋ≧２）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供する回答提供部と、
を備え、
前記ベクトルｓは秘密鍵であり、
前記２次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、
前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、
前記メッセージは、前記公開鍵、前記第１の情報、前記第３の情報、前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、
前記メッセージ生成部は、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、
情報処理装置。
【０２６０】
（７）
前記中間情報生成部は、前記記憶装置に格納されたシードを利用して、前記第３の情報を生成する際に用いる前記乱数又は前記中間変数を再生成する、
上記（６）に記載の情報処理装置。
【０２６１】
（８）
前記中間情報生成部は、前記第３の情報の生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、
上記（７）に記載の情報処理装置。
【０２６２】
（９）
前記回答提供部は、前記記憶装置に格納されたシードを利用し、前記回答情報として用いる前記乱数又は前記中間変数を再生成する、
上記（６）〜（８）のいずれか１項に記載の情報処理装置。
【０２６３】
（１０）
前記メッセージ生成部は、Ｎ回分（Ｎ≧２）のメッセージを生成し、
前記メッセージ提供部は、Ｎ回分の前記メッセージを１回の対話で前記検証者に提供し、
前記中間情報生成部は、Ｎ回分の前記メッセージのそれぞれについて前記検証者が選択した前記第１の情報及び前記メッセージを生成する際に得られるＮ回分の前記第２の情報を用いてＮ回分の前記第３の情報を生成し、
前記中間情報提供部は、Ｎ回分の前記第３の情報を１回の対話で検証者に提供し、
前記回答提供部は、Ｎ回分の前記メッセージのそれぞれについて前記検証者が選択した検証パターンに対応するＮ回分の前記回答情報を１回の対話で前記検証者に提供する、
上記（６）〜（９）のいずれか１項に記載の情報処理装置。
【０２６４】
（１１）
前記メッセージ生成部は、前記Ｎ回分のメッセージから１つのハッシュ値を生成し、
前記メッセージ提供部は、前記Ｎ回分のメッセージに代えて前記ハッシュ値を前記検証者に提供する、
上記（１０）に記載の情報処理装置。
【０２６５】
（１２）
前記メッセージ生成部は、生成した前記メッセージを記憶装置に格納し、前記記憶装置に格納したメッセージの合計サイズがハッシュ関数のブロック単位より大きい場合に、当該記憶装置に格納したメッセージを利用して、当該ハッシュ関数が前記ハッシュ値の計算途中で算出する中間値を算出し、前記記憶装置に格納したメッセージを消去する処理を逐次実行して前記ハッシュ値を算出する、
上記（１１）に記載の情報処理装置。
【０２６６】
（１３）
シードから乱数の組を発生させる乱数生成部と、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及び署名鍵ｓ∈Ｋｎを用いて文書Ｍに対する電子署名を生成する署名生成部と、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者へと前記電子署名を提供する署名提供部と、
を備え、
前記署名生成部は、記憶装置に前記シードを格納し、前記電子署名の生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、
署名生成装置。
【０２６７】
（１４）
シードから乱数の組を発生させるステップと、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するステップと、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するステップと、
ｋ通り（ｋ≧３）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供するステップと、
を含み、
前記ベクトルｓは秘密鍵であり、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、
前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、
前記メッセージは、前記公開鍵及び前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、
前記生成するステップでは、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する処理が実行される、
情報処理方法。
【０２６８】
（１５）
シードから乱数の組を発生させるステップと、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するステップと、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するステップと、
前記検証者がランダムに選択した第１の情報及び前記メッセージを生成する際に得られる第２の情報を用いて第３の情報を生成するステップと、
前記検証者に前記第３の情報を提供するステップと、
ｋ通り（ｋ≧２）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供するステップと、
を含み、
前記ベクトルｓは秘密鍵であり、
前記２次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、
前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、
前記メッセージは、前記公開鍵、前記第１の情報、前記第３の情報、前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、
前記メッセージを生成するステップでは、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する処理が実行される、
情報処理方法。
【０２６９】
（１６）
シードから乱数の組を発生させるステップと、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及び署名鍵ｓ∈Ｋｎを用いて文書Ｍに対する電子署名を生成するステップと、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者へと前記電子署名を提供するステップと、
を含み、
前記生成するステップでは、記憶装置に前記シードを格納し、前記電子署名の生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する処理が実行される、
署名生成方法。
【０２７０】
（１７）
シードから乱数の組を発生させる乱数生成機能と、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するメッセージ生成機能と、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するメッセージ提供機能と、
ｋ通り（ｋ≧３）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供する回答提供機能と、
をコンピュータに実現させるためのプログラムであり、
前記ベクトルｓは秘密鍵であり、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、
前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、
前記メッセージは、前記公開鍵及び前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、
前記メッセージ生成機能は、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、
プログラム。
【０２７１】
（１８）
シードから乱数の組を発生させる乱数生成機能と、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するメッセージ生成機能と、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するメッセージ提供機能と、
前記検証者がランダムに選択した第１の情報及び前記メッセージを生成する際に得られる第２の情報を用いて第３の情報を生成する中間情報生成機能と、
前記検証者に前記第３の情報を提供する中間情報提供機能と、
ｋ通り（ｋ≧２）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供する回答提供機能と、
をコンピュータに実現させるためのプログラムであり、
前記ベクトルｓは秘密鍵であり、
前記２次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、
前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、
前記メッセージは、前記公開鍵、前記第１の情報、前記第３の情報、前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、
前記メッセージ生成機能は、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、
プログラム。
【０２７２】
（１９）
シードから乱数の組を発生させる乱数生成機能と、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及び署名鍵ｓ∈Ｋｎを用いて文書Ｍに対する電子署名を生成する署名生成機能と、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者へと前記電子署名を提供する署名提供機能と、
をコンピュータに実現させるためのプログラムであり、
前記署名生成機能は、記憶装置に前記シードを格納し、前記電子署名の生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、
プログラム。
【０２７３】
（２０）
上記の（１７）〜（１９）のいずれか１項に記載のプログラムが記録された、コンピュータにより読み取り可能な記録媒体。
【０２７４】
（備考）
上記の証明者アルゴリズムＰは、乱数生成部、メッセージ生成部、メッセージ提供部、回答提供部、中間情報生成部、中間情報提供部の一例である。また、上記の署名生成アルゴリズムＳｉｇは、乱数生成部、署名生成部、署名提供部の一例である。
【０２７５】
以上、添付図面を参照しながら本技術の好適な実施形態について説明したが、本技術は係る例に限定されないことは言うまでもない。当業者であれば、特許請求の範囲に記載された範疇内において、各種の変更例または修正例に想到し得ることは明らかであり、それらについても当然に本技術の技術的範囲に属するものと了解される。
【０２７６】
上記の説明において、ハッシュ関数Ｈを用いるアルゴリズムを紹介したが、ハッシュ関数Ｈの代わりにコミットメント関数ＣＯＭを用いてもよい。コミットメント関数ＣＯＭは、文字列Ｓ及び乱数ρを引数にとる関数である。コミットメント関数の例としては、Ｓｈａｉ ＨａｌｅｖｉとＳｉｌｖｉｏ Ｍｉｃａｌｉによって国際会議ＣＲＹＰＴＯ１９９６で発表された方式などがある。
【符号の説明】
【０２７７】
Ｇｅｎ 鍵生成アルゴリズム
Ｐ 証明者アルゴリズム
Ｖ 検証者アルゴリズム
Ｓｉｇ 署名生成アルゴリズム
Ｖｅｒ 署名検証アルゴリズム
【技術分野】
【０００１】
本技術は、情報処理装置、署名生成装置、情報処理方法、署名生成方法、及びプログラムに関する。
【背景技術】
【０００２】
情報処理技術や通信技術の急速な発展に伴い、公文書、私文書を問わず、文書の電子化が急速に進んでいる。これに伴い、多くの個人や企業は、電子文書の安全管理に大きな関心を寄せている。こうした関心の高まりを受け、各方面で電子文書の盗聴や偽造等のタンパリング行為に対する対抗策が盛んに研究されるようになってきた。電子文書の盗聴に対しては、例えば、電子文書を暗号化することにより安全性が確保される。また、電子文書の偽造に対しては、例えば、電子署名を利用することにより安全性が確保される。但し、利用する暗号や電子署名が高いタンパリング耐性を有していなければ、十分な安全性が保証されない。
【０００３】
電子署名は、電子文書の作成者を特定するために利用される。そのため、電子署名は、電子文書の作成者しか生成できないようにすべきである。仮に、悪意ある第三者が同じ電子署名を生成できてしまうと、その第三者が電子文書の作成者に成りすますことができてしまう。つまり、悪意ある第三者により電子文書が偽造されてしまう。こうした偽造を防止するため、電子署名の安全性については様々な議論が交わされてきた。現在広く利用されている電子署名方式としては、例えば、ＲＳＡ署名方式やＤＳＡ署名方式などが知られている。
【０００４】
ＲＳＡ署名方式は、「大きな合成数に対する素因数分解の困難性（以下、素因数分解問題）」を安全性の根拠とする。また、ＤＳＡ署名方式は、「離散対数問題に対する解の導出の困難性」を安全性の根拠とする。これらの根拠は、古典的なコンピュータを利用して素因数分解問題や離散対数問題を効率的に解くアルゴリズムが存在しないことに起因する。つまり、上記の困難性は、古典的なコンピュータにおける計算量的な困難性を意味する。しかしながら、量子コンピュータを用いると、素因数分解問題や離散対数問題に対する解答が効率的に算出されてしまうと言われている。
【０００５】
現在利用されている電子署名方式や公開鍵認証方式の多くは、ＲＳＡ署名方式やＤＳＡ署名方式と同様、素因数分解問題や離散対数問題の困難性に安全性の根拠をおいている。そのため、こうした電子署名方式や公開鍵認証方式は、量子コンピュータが実用化された場合に、その安全性が確保されないことになる。そこで、素因数分解問題や離散対数問題など、量子コンピュータにより容易に解かれてしまう問題とは異なる問題に安全性の根拠をおく新たな電子署名方式及び公開鍵認証方式の実現が求められている。量子コンピュータにより容易に解くことが難しい問題としては、例えば、多変数多項式問題がある。
【０００６】
多変数多項式問題に安全性の根拠をおく電子署名方式としては、例えば、ＭＩ（Ｍａｔｓｕｍｏｔｏ−Ｉｍａｉ ｃｒｙｐｔｏｇｒａｐｈｙ）、ＨＦＥ（Ｈｉｄｄｅｎ Ｆｉｅｌｄ Ｅｑｕａｔｉｏｎ ｃｒｙｐｔｏｇｒａｐｈｙ）、ＯＶ（Ｏｉｌ−Ｖｉｎｅｇａｒ ｓｉｇｎａｔｕｒｅ ｓｃｈｅｍｅ）、ＴＴＭ（Ｔａｍｅｄ Ｔｒａｎｓｆｏｒｍａｔｉｏｎ Ｍｅｔｈｏｄ ｃｒｙｐｔｏｇｒａｐｈｙ）に基づく方式が知られている。例えば、下記の非特許文献１、２には、ＨＦＥに基づく電子署名方式が開示されている。
【先行技術文献】
【非特許文献】
【０００７】
【非特許文献１】Ｊａｃｑｕｅｓ Ｐａｔａｒｉｎ Ａｓｙｍｍｅｔｒｉｃ Ｃｒｙｐｔｏｇｒａｐｈｙ ｗｉｔｈ ａ Ｈｉｄｄｅｎ Ｍｏｎｏｍｉａｌ． ＣＲＹＰＴＯ １９９６， ｐｐ．４５−６０．
【非特許文献２】Ｐａｔａｒｉｎ， Ｊ．， Ｃｏｕｒｔｏｉｓ， Ｎ．， ａｎｄ Ｇｏｕｂｉｎ， Ｌ． ＱＵＡＲＴＺ， １２８−Ｂｉｔ Ｌｏｎｇ Ｄｉｇｉｔａｌ Ｓｉｇｎａｔｕｒｅｓ． Ｉｎ Ｎａｃｃａｃｈｅ，Ｄ．， Ｅｄ． Ｔｏｐｉｃｓ ｉｎ Ｃｒｙｐｔｏｌｏｇｙ − ＣＴ−ＲＳＡ ２００１ （Ｓａｎ Ｆｒａｎｃｉｓｃｏ， ＣＡ， ＵＳＡ， Ａｐｒｉｌ ２００１）， ｖｏｌ． ２０２０ ｏｆ Ｌｅｃｔｕｒｅ Ｎｏｔｅｓ ｉｎ Ｃｏｍｐｕｔｅｒ Ｓｃｉｅｎｃｅ， Ｓｐｒｉｎｇｅｒ−Ｖｅｒｌａｇ．， ｐｐ．２８２−２９７．
【発明の概要】
【発明が解決しようとする課題】
【０００８】
上記の通り、多変数多項式問題は、量子コンピュータを用いても解くことが困難なＮＰ困難問題と呼ばれる問題の一例である。通常、ＨＦＥなどに代表される多変数多項式問題を利用した公開鍵認証方式は、特殊なトラップドアが仕込まれた多次多変数連立方程式を利用している。例えば、ｘ１，…，ｘｎに関する多次多変数連立方程式Ｆ（ｘ１，…，ｘｎ）＝ｙと線形変換Ａ及びＢが用意され、線形変換Ａ及びＢが秘密に管理される。この場合、多次多変数連立方程式Ｆ、線形変換Ａ及びＢがトラップドアとなる。
【０００９】
トラップドアＦ，Ａ，Ｂを知っているエンティティは、ｘ１，…，ｘｎに関する方程式Ｂ（Ｆ（Ａ（ｘ１，…，ｘｎ）））＝ｙ’を解くことができる。一方、トラップドアＦ，Ａ，Ｂを知らないエンティティは、ｘ１，…，ｘｎに関する方程式Ｂ（Ｆ（Ａ（ｘ１，…，ｘｎ）））＝ｙ’を解くことができない。この仕組みを利用することにより、多次多変数連立方程式の解答困難性を安全性の根拠とする公開鍵認証方式や電子署名方式が実現される。
【００１０】
上記の通り、こうした公開鍵認証方式や電子署名方式を実現するには、Ｂ（Ｆ（Ａ（ｘ１，…，ｘｎ）））＝ｙを満たすような特殊な多次多変数連立方程式を用意する必要がある。また、署名生成時に多次多変数連立方程式Ｆを解く必要がある。そのため、利用可能な多次多変数連立方程式Ｆは、比較的容易に解けるものに限られていた。すなわち、これまでの方式においては、比較的容易に解ける３つの関数（トラップドア）Ｂ、Ｆ、Ａを合成した形の多次多変数連立方程式Ｂ（Ｆ（Ａ（ｘ１，…，ｘｎ）））＝ｙしか用いることができず、十分な安全性を確保することが難しかった。
【００１１】
本技術は、上記の事情に鑑みて、効率的に解く手段（トラップドア）が知られていない多次多変数連立方程式を用いて高い安全性を有する効率的な公開鍵認証方式又は電子署名方式を少ないメモリで実現することが可能な、新規かつ改良された情報処理装置、署名生成装置、情報処理方法、署名生成方法、及びプログラムの提供を意図して考案されたものである。
【課題を解決するための手段】
【００１２】
本技術のある観点によれば、シードから乱数の組を発生させる乱数生成部と、環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するメッセージ生成部と、前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するメッセージ提供部と、ｋ通り（ｋ≧３）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供する回答提供部と、を備え、前記ベクトルｓは秘密鍵であり、前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、前記メッセージは、前記公開鍵及び前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、前記メッセージ生成部は、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、情報処理装置が提供される。
【００１３】
また、本技術の別の観点によれば、シードから乱数の組を発生させる乱数生成部と、環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するメッセージ生成部と、前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するメッセージ提供部と、前記検証者がランダムに選択した第１の情報及び前記メッセージを生成する際に得られる第２の情報を用いて第３の情報を生成する中間情報生成部と、前記検証者に前記第３の情報を提供する中間情報提供部と、ｋ通り（ｋ≧２）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供する回答提供部と、を備え、前記ベクトルｓは秘密鍵であり、前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、前記メッセージは、前記公開鍵、前記第１の情報、前記第３の情報、前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、前記メッセージ生成部は、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、情報処理装置が提供される。
【００１４】
また、本技術の別の観点によれば、シードから乱数の組を発生させる乱数生成部と、環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及び署名鍵ｓ∈Ｋｎを用いて文書Ｍに対する電子署名を生成する署名生成部と、前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者へと前記電子署名を提供する署名提供部と、を備え、前記署名生成部は、記憶装置に前記シードを格納し、前記電子署名の生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、署名生成装置が提供される。
【００１５】
また、本技術の別の観点によれば、シードから乱数の組を発生させるステップと、環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するステップと、前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するステップと、ｋ通り（ｋ≧３）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供するステップと、を含み、前記ベクトルｓは秘密鍵であり、前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、前記メッセージは、前記公開鍵及び前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、前記生成するステップでは、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する処理が実行される、情報処理方法が提供される。
【００１６】
また、本技術の別の観点によれば、シードから乱数の組を発生させるステップと、環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するステップと、前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するステップと、前記検証者がランダムに選択した第１の情報及び前記メッセージを生成する際に得られる第２の情報を用いて第３の情報を生成するステップと、前記検証者に前記第３の情報を提供するステップと、ｋ通り（ｋ≧２）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供するステップと、を含み、前記ベクトルｓは秘密鍵であり、前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、前記メッセージは、前記公開鍵、前記第１の情報、前記第３の情報、前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、前記メッセージを生成するステップでは、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する処理が実行される、情報処理方法が提供される。
【００１７】
また、本技術の別の観点によれば、シードから乱数の組を発生させるステップと、環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及び署名鍵ｓ∈Ｋｎを用いて文書Ｍに対する電子署名を生成するステップと、前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者へと前記電子署名を提供するステップと、を含み、前記生成するステップでは、記憶装置に前記シードを格納し、前記電子署名の生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する処理が実行される、署名生成方法が提供される。
【００１８】
また、本技術の別の観点によれば、シードから乱数の組を発生させる乱数生成機能と、環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するメッセージ生成機能と、前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するメッセージ提供機能と、ｋ通り（ｋ≧３）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供する回答提供機能と、をコンピュータに実現させるためのプログラムであり、前記ベクトルｓは秘密鍵であり、前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、前記メッセージは、前記公開鍵及び前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、前記メッセージ生成機能は、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、プログラムが提供される。
【００１９】
また、本技術の別の観点によれば、シードから乱数の組を発生させる乱数生成機能と、環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するメッセージ生成機能と、前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するメッセージ提供機能と、前記検証者がランダムに選択した第１の情報及び前記メッセージを生成する際に得られる第２の情報を用いて第３の情報を生成する中間情報生成機能と、前記検証者に前記第３の情報を提供する中間情報提供機能と、ｋ通り（ｋ≧２）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供する回答提供機能と、をコンピュータに実現させるためのプログラムであり、前記ベクトルｓは秘密鍵であり、前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、前記メッセージは、前記公開鍵、前記第１の情報、前記第３の情報、前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、前記メッセージ生成機能は、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、プログラムが提供される。
【００２０】
また、本技術の別の観点によれば、シードから乱数の組を発生させる乱数生成機能と、環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及び署名鍵ｓ∈Ｋｎを用いて文書Ｍに対する電子署名を生成する署名生成機能と、前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者へと前記電子署名を提供する署名提供機能と、をコンピュータに実現させるためのプログラムであり、前記署名生成機能は、記憶装置に前記シードを格納し、前記電子署名の生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、プログラムが提供される。
【００２１】
また、本技術の別の観点によれば、上記のプログラムが記録された、コンピュータにより読み取り可能な記録媒体が提供される。
【００２２】
また、本技術の別の観点によれば、上記のプログラムが記録された、コンピュータにより読み取り可能な記録媒体が提供される。
【発明の効果】
【００２３】
以上説明したように本技術によれば、効率的に解く手段（トラップドア）が知られていない多次多変数連立方程式を用いて、高い安全性を有する効率的な公開鍵認証方式又は電子署名方式を実現することが可能になる。
【図面の簡単な説明】
【００２４】
【図１】公開鍵認証方式に係るアルゴリズムの構成について説明するための説明図である。
【図２】電子署名方式に係るアルゴリズムの構成について説明するための説明図である。
【図３】ｎパスの公開鍵認証方式に係るアルゴリズムの構成について説明するための説明図である。
【図４】３パスの公開鍵認証方式に係る効率的なアルゴリズムについて説明するための説明図である。
【図５】３パスの公開鍵認証方式に係る効率的なアルゴリズムの並列化について説明するための説明図である。
【図６】５パスの公開鍵認証方式に係る効率的なアルゴリズムの構成例について説明するための説明図である。
【図７】５パスの公開鍵認証方式に係る効率的なアルゴリズムの並列化について説明するための説明図である。
【図８】３パスの公開鍵認証方式に係る効率的なアルゴリズムを電子署名方式のアルゴリズムに変形する方法について説明するための説明図である。
【図９】５パスの公開鍵認証方式に係る効率的なアルゴリズムを電子署名方式のアルゴリズムに変形する方法について説明するための説明図である。
【図１０】３パス方式に係る中間変数の管理方法について説明するための説明図である。
【図１１】５パス方式に係る中間変数の管理方法について説明するための説明図である。
【図１２】本実施形態に係る中間変数の管理方法を３パス方式の基本構成に適用する方法について説明するための説明図である。
【図１３】本実施形態に係る中間変数の管理方法を３パス方式の基本構成に適用する方法について説明するための説明図である。
【図１４】本実施形態に係る中間変数の管理方法を３パス方式の基本構成に適用する方法について説明するための説明図である。
【図１５】本実施形態に係る中間変数の管理方法を３パス方式の並列化構成に適用する方法について説明するための説明図である。
【図１６】本実施形態に係る中間変数の管理方法を３パス方式の並列化構成に適用する方法について説明するための説明図である。
【図１７】本実施形態に係る中間変数の管理方法を５パス方式の基本構成に適用する方法について説明するための説明図である。
【図１８】本実施形態に係る中間変数の管理方法を５パス方式の基本構成に適用する方法について説明するための説明図である。
【図１９】本実施形態に係る中間変数の管理方法を５パス方式の基本構成に適用する方法について説明するための説明図である。
【図２０】本実施形態に係る中間変数の管理方法を５パス方式の基本構成に適用する方法について説明するための説明図である。
【図２１】本実施形態に係る中間変数の管理方法を５パス方式の並列化構成に適用する方法について説明するための説明図である。
【図２２】本実施形態に係る中間変数の管理方法を５パス方式の並列化構成に適用する方法について説明するための説明図である。
【図２３】本実施形態に係る中間変数の管理方法を５パス方式の並列化構成に適用する方法について説明するための説明図である。
【図２４】本実施形態の一変形例に係る中間変数の管理方法について説明するための説明図である。
【図２５】本実施形態の一変形例に係る中間変数の管理方法について説明するための説明図である。
【図２６】本実施形態の一変形例に係る中間変数の管理方法について説明するための説明図である。
【図２７】本実施形態の一変形例に係る中間変数の管理方法について説明するための説明図である。
【図２８】本実施形態の一変形例に係る中間変数の管理方法について説明するための説明図である。
【図２９】本技術の各実施形態に係るアルゴリズムを実行することが可能な情報処理装置のハードウェア構成例について説明するための説明図である。
【発明を実施するための形態】
【００２５】
以下に添付図面を参照しながら、本技術の好適な実施の形態について詳細に説明する。なお、本明細書及び図面において、実質的に同一の機能構成を有する構成要素については、同一の符号を付することにより重複説明を省略する。
【００２６】
［説明の流れについて］
ここで、以下に記載する本技術の実施形態に関する説明の流れについて簡単に述べる。まず、図１を参照しながら、公開鍵認証方式のアルゴリズム構成について説明する。次いで、図２を参照しながら、電子署名方式のアルゴリズム構成について説明する。次いで、図３を参照しながら、ｎパスの公開鍵認証方式について説明する。
【００２７】
次いで、図４及び図５を参照しながら、３パスの公開鍵認証方式に係るアルゴリズムの構成例について説明する。次いで、図６及び図７を参照しながら、５パスの公開鍵認証方式に係るアルゴリズムの構成例について説明する。次いで、図８及び図９を参照しながら、３パス及び５パスの公開鍵認証方式に係る効率的なアルゴリズムを電子署名方式のアルゴリズムに変形する方法について説明する。
【００２８】
次いで、図１０〜図２８を参照しながら、本実施形態に係る中間変数の管理方法について説明する。次いで、図２９を参照しながら、本技術の第１及び第２実施形態に係る各アルゴリズムを実現することが可能な情報処理装置のハードウェア構成例について説明する。最後に、本実施形態の技術的思想について纏め、当該技術的思想から得られる作用効果について簡単に説明する。
【００２９】
（説明項目）
１：はじめに
１−１：公開鍵認証方式のアルゴリズム
１−２：電子署名方式のアルゴリズム
１−３：ｎパスの公開鍵認証方式
２：３パスの公開鍵認証方式に係るアルゴリズムの構成
２−１：具体的なアルゴリズムの構成例
２−２：並列化アルゴリズムの構成例
３：５パスの公開鍵認証方式に係るアルゴリズムの構成
３−１：具体的なアルゴリズムの構成例
３−２：並列化アルゴリズムの構成例
４：電子署名方式への変形
４−１：３パスの公開鍵認証方式から電子署名方式への変形
４−２：５パスの公開鍵認証方式から電子署名方式への変形
５：中間変数の効率的な管理方法
５−１：概要
５−２：適用例＃１（３パス方式の基本構成への適用）
５−３：適用例＃２（３パス方式の並列化構成への適用）
５−４：適用例＃３（５パス方式の基本構成への適用）
５−５：適用例＃４（５パス方式ｖ並列化構成への適用）
５−６：適用例＃５（電子署名方式への適用）
５−７：変形例Ａ（ハッシュ関数の構造を考慮した構成）
５−７−１：３パス方式への適用
５−７−２：５パス方式への適用
５−８：変形例Ｂ（シードの決め方）
６：ハードウェア構成例
７：まとめ
【００３０】
＜１：はじめに＞
本実施形態は、多次多変数連立方程式に対する求解問題の困難性に安全性の根拠をおく公開鍵認証方式及び電子署名方式に関する。但し、本実施形態は、ＨＦＥ電子署名方式などの従来手法とは異なり、効率的に解く手段（トラップドア）を持たない多次多変数連立方程式を利用する公開鍵認証方式及び電子署名方式に関する。まず、公開鍵認証方式のアルゴリズム、電子署名方式のアルゴリズム、及びｎパスの公開鍵認証方式について、その概要を簡単に説明する。
【００３１】
［１−１：公開鍵認証方式のアルゴリズム］
まず、図１を参照しながら、公開鍵認証方式のアルゴリズムについて概要を説明する。図１は、公開鍵認証方式のアルゴリズムについて概要を説明するための説明図である。
【００３２】
公開鍵認証は、ある人（証明者）が、公開鍵ｐｋ及び秘密鍵ｓｋを利用して、他の人（検証者）に本人であることを納得させるために利用される。例えば、証明者Ａの公開鍵ｐｋＡは、検証者Ｂに公開される。一方、証明者Ａの秘密鍵ｓｋＡは、証明者Ａにより秘密に管理される。公開鍵認証の仕組みにおいては、公開鍵ｐｋＡに対応する秘密鍵ｓｋＡを知る者が証明者Ａ本人であるとみなされる。
【００３３】
公開鍵認証の仕組みを利用して証明者Ａが証明者Ａ本人であることを検証者Ｂに証明するには、対話プロトコルを介して、証明者Ａが公開鍵ｐｋＡに対応する秘密鍵ｓｋＡを知っているという証拠を検証者Ｂに提示すればよい。そして、証明者Ａが秘密鍵ｓｋＡを知っているという証拠が検証者Ｂに提示され、その証拠を検証者Ｂが確認し終えた場合、証明者Ａの正当性（本人であること）が証明されたことになる。
【００３４】
但し、公開鍵認証の仕組みには、安全性を担保するために以下の条件が求められる。
【００３５】
１つ目の条件は、「対話プロトコルを実行した際に秘密鍵ｓｋを持たない偽証者により偽証が成立してしまう確率を限りなく小さくする」ことである。この１つ目の条件が成り立つことを「健全性」と呼ぶ。つまり、健全性とは、「秘密鍵ｓｋを持たない偽証者により、対話プロトコルの実行中に無視できない確率で偽証が成立することはないこと」と言い換えられる。２つ目の条件は、「対話プロトコルを実行したとしても、証明者Ａが有する秘密鍵ｓｋＡの情報が検証者Ｂに一切漏れることがない」ことである。この２つ目の条件が成り立つことを「零知識性」と呼ぶ。
【００３６】
安全に公開鍵認証を行うには、健全性及び零知識性を有する対話プロトコルを利用する必要がある。仮に、健全性及び零知識性を有しない対話プロトコルを用いて認証処理を行った場合には、偽証された可能性及び秘密鍵の情報が漏れてしまった可能性が否定できないため、処理自体が成功裡に完了しても証明者の正当性を証明したことにはならない。従って、対話プロトコルの健全性及び零知識性を如何に保証するかが重要になる。
【００３７】
（モデル）
公開鍵認証方式のモデルには、図１に示すように、証明者と検証者という２つのエンティティが存在する。証明者は、鍵生成アルゴリズムＧｅｎを用いて、証明者固有の秘密鍵ｓｋと公開鍵ｐｋの組を生成する。次いで、証明者は、鍵生成アルゴリズムＧｅｎを用いて生成した秘密鍵ｓｋと公開鍵ｐｋの組を利用して検証者と対話プロトコルを実行する。このとき、証明者は、証明者アルゴリズムＰを利用して対話プロトコルを実行する。上記の通り、証明者は、証明者アルゴリズムＰを利用し、対話プロトコルの中で秘密鍵ｓｋを保有している証拠を検証者に提示する。
【００３８】
一方、検証者は、検証者アルゴリズムＶを利用して対話プロトコルを実行し、証明者が公開している公開鍵に対応する秘密鍵を、その証明者が保有しているか否かを検証する。つまり、検証者は、証明者が公開鍵に対応する秘密鍵を保有しているか否かを検証するエンティティである。このように、公開鍵認証方式のモデルは、証明者と検証者という２つのエンティティ、及び、鍵生成アルゴリズムＧｅｎ、証明者アルゴリズムＰ、検証者アルゴリズムＶという３つのアルゴリズムにより構成される。
【００３９】
なお、以下の説明において、「証明者」「検証者」という表現を用いるが、これらの表現はあくまでもエンティティを意味するものである。従って、鍵生成アルゴリズムＧｅｎ、証明者アルゴリズムＰを実行する主体は、「証明者」のエンティティに対応する情報処理装置である。同様に、検証者アルゴリズムＶを実行する主体は、情報処理装置である。これら情報処理装置のハードウェア構成は、例えば、図１０に示した通りである。つまり、鍵生成アルゴリズムＧｅｎ、証明者アルゴリズムＰ、検証者アルゴリズムＶは、ＲＯＭ９０４、ＲＡＭ９０６、記憶部９２０、リムーバブル記録媒体９２８などに記録されたプログラムに基づいてＣＰＵ９０２などにより実行される。
【００４０】
（鍵生成アルゴリズムＧｅｎ）
鍵生成アルゴリズムＧｅｎは、証明者により利用される。鍵生成アルゴリズムＧｅｎは、証明者に固有の秘密鍵ｓｋと公開鍵ｐｋとの組を生成するアルゴリズムである。鍵生成アルゴリズムＧｅｎにより生成された公開鍵ｐｋは公開される。そして、公開された公開鍵ｐｋは、検証者により利用される。一方、鍵生成アルゴリズムＧｅｎにより生成された秘密鍵ｓｋは、証明者が秘密に管理する。そして、証明者により秘密に管理される秘密鍵ｓｋは、公開鍵ｐｋに対応する秘密鍵ｓｋを証明者が保有していることを検証者に対して証明するために利用される。形式的に、鍵生成アルゴリズムＧｅｎは、セキュリティパラメータ１λ（λは０以上の整数）を入力とし、秘密鍵ｓｋと公開鍵ｐｋを出力するアルゴリズムとして、下記の式（１）のように表現される。
【００４１】
【数１】
【００４２】
（証明者アルゴリズムＰ）
証明者アルゴリズムＰは、証明者により利用される。証明者アルゴリズムＰは、公開鍵ｐｋに対応する秘密鍵ｓｋを証明者が保有していることを検証者に対して証明するためのアルゴリズムである。つまり、証明者アルゴリズムＰは、秘密鍵ｓｋと公開鍵ｐｋとを入力とし、対話プロトコルを実行するアルゴリズムである。
【００４３】
（検証者アルゴリズムＶ）
検証者アルゴリズムＶは、検証者により利用される。検証者アルゴリズムＶは、対話プロトコルの中で、公開鍵ｐｋに対応する秘密鍵ｓｋを証明者が保有しているか否かを検証するアルゴリズムである。検証者アルゴリズムＶは、公開鍵ｐｋを入力とし、対話プロトコルの実行結果に応じて０又は１（１ｂｉｔ）を出力するアルゴリズムである。なお、検証者は、検証者アルゴリズムＶが０を出力した場合には証明者が不正なものであると判断し、１を出力した場合には証明者が正当なものであると判断する。形式的に、検証者アルゴリズムＶは、下記の式（２）のように表現される。
【００４４】
【数２】
【００４５】
上記の通り、意味のある公開鍵認証を実現するには、対話プロトコルが健全性及び零知識性という２つの条件を満たしている必要がある。しかし、証明者が秘密鍵ｓｋを保有していることを証明するためには、証明者が秘密鍵ｓｋに依存した手続きを実行し、その結果を検証者に通知した上で、その通知内容に基づく検証を検証者に実行させる必要がある。秘密鍵ｓｋに依存した手続きを実行するのは、健全性を担保するために必要である。一方で、秘密鍵ｓｋの情報が一切検証者に漏れないようにする必要がある。そのため、これらの要件を満たすように、上記の鍵生成アルゴリズムＧｅｎ、証明者アルゴリズムＰ、検証者アルゴリズムＶを巧妙に設計する必要がある。
【００４６】
以上、公開鍵認証方式のアルゴリズムについて、その概要を説明した。
【００４７】
［１−２：電子署名方式のアルゴリズム］
次に、図２を参照しながら、電子署名方式のアルゴリズムについて概要を説明する。図２は、電子署名方式のアルゴリズムについて概要を説明するための説明図である。
【００４８】
紙文書とは異なり、ある電子化されたデータに対して押印したり署名を記載したりすることはできない。そのため、電子化されたデータの作成者を証明するためには、紙文書に押印したり署名を記載したりするのと同等の効果が得られる電子的な仕組みを必要とする。この仕組みが電子署名である。電子署名とは、データの作成者しか知らない署名データをデータに関連付けて受領者に提供し、その署名データを受領者側で検証する仕組みのことを言う。
【００４９】
（モデル）
電子署名方式のモデルには、図２に示すように、署名者及び検証者という２つのエンティティが存在する。そして、電子署名方式のモデルは、鍵生成アルゴリズムＧｅｎ、署名生成アルゴリズムＳｉｇ、署名検証アルゴリズムＶｅｒという３つのアルゴリズムにより構成される。
【００５０】
署名者は、鍵生成アルゴリズムＧｅｎを利用して署名者固有の署名鍵ｓｋと検証鍵ｐｋとの組を生成する。また、署名者は、署名生成アルゴリズムＳｉｇを利用して文書Ｍに付与する電子署名σを生成する。つまり、署名者は、文書Ｍに電子署名を付与するエンティティである。一方、検証者は、署名検証アルゴリズムＶｅｒを利用して文書Ｍに付与された電子署名σを検証する。つまり、検証者は、文書Ｍの作成者が署名者であるか否かを確認するために、電子署名σを検証するエンティティである。
【００５１】
なお、以下の説明において、「署名者」「検証者」という表現を用いるが、これらの表現はあくまでもエンティティを意味するものである。従って、鍵生成アルゴリズムＧｅｎ、署名生成アルゴリズムＳｉｇを実行する主体は、「署名者」のエンティティに対応する情報処理装置である。同様に、署名検証アルゴリズムＶｅｒを実行する主体は、情報処理装置である。これら情報処理装置のハードウェア構成は、例えば、図１０に示した通りである。つまり、鍵生成アルゴリズムＧｅｎ、署名生成アルゴリズムＳｉｇ、署名検証アルゴリズムＶｅｒは、ＲＯＭ９０４、ＲＡＭ９０６、記憶部９２０、リムーバブル記録媒体９２８などに記録されたプログラムに基づいてＣＰＵ９０２などにより実行される。
【００５２】
（鍵生成アルゴリズムＧｅｎ）
鍵生成アルゴリズムＧｅｎは、署名者により利用される。鍵生成アルゴリズムＧｅｎは、署名者固有の署名鍵ｓｋと検証鍵ｐｋとの組を生成するアルゴリズムである。鍵生成アルゴリズムＧｅｎにより生成された検証鍵ｐｋは公開される。一方、鍵生成アルゴリズムＧｅｎにより生成された署名鍵ｓｋは、署名者により秘密に管理される。そして、署名鍵ｓｋは、文書Ｍに付与される電子署名σの生成に利用される。例えば、鍵生成アルゴリズムＧｅｎは、セキュリティパラメータ１λ（λは０以上の整数）を入力とし、署名鍵ｓｋ及び公開鍵ｐｋを出力する。この場合、鍵生成アルゴリズムＧｅｎは、形式的に、下記の式（３）のように表現することができる。
【００５３】
【数３】
【００５４】
（署名生成アルゴリズムＳｉｇ）
署名生成アルゴリズムＳｉｇは、署名者により利用される。署名生成アルゴリズムＳｉｇは、文書Ｍに付与される電子署名σを生成するアルゴリズムである。署名生成アルゴリズムＳｉｇは、署名鍵ｓｋと文書Ｍとを入力とし、電子署名σを出力するアルゴリズムである。この署名生成アルゴリズムＳｉｇは、形式的に、下記の式（４）のように表現することができる。
【００５５】
【数４】
【００５６】
（署名検証アルゴリズムＶｅｒ）
署名検証アルゴリズムＶｅｒは、検証者により利用される。署名検証アルゴリズムＶｅｒは、電子署名σが文書Ｍに対する正当な電子署名であるか否かを検証するアルゴリズムである。署名検証アルゴリズムＶｅｒは、署名者の検証鍵ｐｋ、文書Ｍ、電子署名σを入力とし、０又は１（１ｂｉｔ）を出力するアルゴリズムである。この署名検証アルゴリズムＶｅｒは、形式的に、下記の式（５）のように表現することができる。なお、検証者は、署名検証アルゴリズムＶｅｒが０を出力した場合（公開鍵ｐｋが文書Ｍと電子署名σを拒否する場合）に電子署名σが不当であると判断し、１を出力した場合（公開鍵ｐｋが文書Ｍと電子署名σを受理する場合）に電子署名σが正当であると判断する。
【００５７】
【数５】
【００５８】
以上、電子署名方式のアルゴリズムについて、その概要を説明した。
【００５９】
［１−３：ｎパスの公開鍵認証方式］
次に、図３を参照しながら、ｎパスの公開鍵認証方式について説明する。図３は、ｎパスの公開鍵認証方式について説明するための説明図である。
【００６０】
上記の通り、公開鍵認証方式は、対話プロトコルの中で、証明者が公開鍵ｐｋに対応する秘密鍵ｓｋを保有していることを検証者に証明する認証方式である。また、対話プロトコルは、健全性及び零知識性という２つの条件を満たす必要がある。そのため、対話プロトコルの中では、図３に示すように、証明者及び検証者の双方がそれぞれ処理を実行しながらｎ回の情報交換を行う。
【００６１】
ｎパスの公開鍵認証方式の場合、証明者アルゴリズムＰを用いて証明者により処理（工程＃１）が実行され、情報Ｔ１が検証者に送信される。次いで、検証者アルゴリズムＶを用いて検証者により処理（工程＃２）が実行され、情報Ｔ２が証明者に送信される。さらに、ｋ＝３〜ｎについて処理の実行及び情報Ｔｋの送信が順次行われ、最後に処理（工程＃ｎ＋１）が実行される。このように、情報がｎ回送受信される方式のことを「ｎパス」の公開鍵認証方式と呼ぶ。
【００６２】
以上、ｎパスの公開鍵認証方式について説明した。
【００６３】
＜２：３パスの公開鍵認証方式に係るアルゴリズムの構成＞
以下、３パスの公開鍵認証方式に係るアルゴリズムについて説明する。なお、以下の説明において、３パスの公開鍵認証方式のことを「３パス方式」と呼ぶ場合がある。
【００６４】
［２−１：具体的なアルゴリズムの構成例（図４）］
まず、図４を参照しながら、３パス方式に係る具体的なアルゴリズムの構成例について紹介する。図４は、３パス方式に係る具体的なアルゴリズムの構成について説明するための説明図である。ここでは、公開鍵ｐｋの一部として２次多項式の組（ｆ１（ｘ），…，ｆｍ（ｘ））を利用する場合について考える。但し、２次多項式ｆｉ（ｘ）は、下記の式（６）のように表現されるものとする。また、ベクトル（ｘ１，…，ｘｎ）をｘと表記し、２次多項式の組（ｆ１（ｘ），…，ｆｍ（ｘ））を多変数多項式Ｆ（ｘ）と表記することにする。
【００６５】
【数６】
【００６６】
また、２次多項式の組（ｆ１（ｘ），…，ｆｍ（ｘ））は、下記の式（７）のように表現することができる。また、Ａ１，…，Ａｍは、ｎ×ｎ行列である。さらに、ｂ１，…，ｂｍはそれぞれｎ×１ベクトルである。
【００６７】
【数７】
【００６８】
この表現を用いると、多変数多項式Ｆは、下記の式（８）及び式（９）のように表現することができる。この表現が成り立つことは、下記の式（１０）から容易に確認することができる。
【００６９】
【数８】
【００７０】
このようにＦ（ｘ＋ｙ）をｘに依存する第１の部分と、ｙに依存する第２の部分と、ｘ及びｙの両方に依存する第３の部分とに分けたとき、第３の部分に対応する項Ｇ（ｘ，ｙ）は、ｘ及びｙについて双線形になる。以下、項Ｇ（ｘ，ｙ）を双線形項と呼ぶ場合がある。この性質を利用すると、効率的なアルゴリズムを構築することが可能になる。
【００７１】
例えば、ベクトルｔ０∈Ｋｎ、ｅ０∈Ｋｍを用いて、多変数多項式Ｆ（ｘ＋ｒ）のマスクに利用する多変数多項式Ｆ１（ｘ）をＦ１（ｘ）＝Ｇ（ｘ，ｔ０）＋ｅ０と表現する。この場合、多変数多項式Ｆ（ｘ＋ｒ０）とＧ（ｘ）との和は、下記の式（１１）のように表現される。ここで、ｔ１＝ｒ０＋ｔ０、ｅ１＝Ｆ（ｒ０）＋ｅ０とおけば、多変数多項式Ｆ２（ｘ）＝Ｆ（ｘ＋ｒ０）＋Ｆ１（ｘ）は、ベクトルｔ１∈Ｋｎ、ｅ１∈Ｋｍにより表現することができる。そのため、Ｆ１（ｘ）＝Ｇ（ｘ，ｔ０）＋ｅ０に設定すれば、Ｋｎ上のベクトル及びＫｍ上のベクトルを用いてＦ１及びＦ２を表現できるようになり、通信に必要なデータサイズの少ない効率的なアルゴリズムを実現することが可能になる。
【００７２】
【数９】
【００７３】
なお、Ｆ２（或いはＦ１）からｒ０に関する情報が一切漏れることはない。例えば、ｅ１及びｔ１（或いはｅ０及びｔ０）を与えられても、ｅ０及びｔ０（或いはｅ１及びｔ１）を知らない限り、ｒ０の情報を一切知ることはできない。従って、零知識性が担保される。以下、上記の論理に基づいて構築された３パス方式のアルゴリズムについて説明する。ここで説明する３パス方式のアルゴリズムは、以下のような鍵生成アルゴリズムＧｅｎ、証明者アルゴリズムＰ、検証者アルゴリズムＶにより構成される。
【００７４】
（鍵生成アルゴリズムＧｅｎ）
鍵生成アルゴリズムＧｅｎは、環Ｋ上で定義されるｍ本の多変数多項式ｆ１（ｘ１，…，ｘｎ），…，ｆｍ（ｘ１，…，ｘｎ）、及びベクトルｓ＝（ｓ１，…，ｓｎ）∈Ｋｎを生成する。次に、鍵生成アルゴリズムＧｅｎは、ｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）←（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を計算する。そして、鍵生成アルゴリズムＧｅｎは、（ｆ１（ｘ１，…，ｘｎ），…，ｆｍ（ｘ１，…，ｘｎ），ｙ）を公開鍵ｐｋに設定し、ｓを秘密鍵に設定する。
【００７５】
（証明者アルゴリズムＰ、検証者アルゴリズムＶ）
以下、図４を参照しながら、対話プロトコルの中で証明者アルゴリズムＰが実行する処理及び検証者アルゴリズムＶが実行する処理について説明する。この対話プロトコルの中で、証明者は、秘密鍵ｓの情報を検証者に一切漏らさずに、「自身がｙ＝Ｆ（ｓ）を満たすｓを知っていること」を検証者に示す。一方、検証者は、証明者がｙ＝Ｆ（ｓ）を満たすｓを知っているか否かを検証する。なお、公開鍵ｐｋは、検証者に公開されているものとする。また、秘密鍵ｓは、証明者により秘密に管理されているものとする。以下、図４に示したフローチャートに沿って説明を進める。
【００７６】
工程＃１：
図４に示すように、まず、証明者アルゴリズムＰは、ランダムにベクトルｒ０，ｔ０∈Ｋｎ及びｅ０∈Ｋｍを生成する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｒ１←ｓ−ｒ０を計算する。この計算は、秘密鍵ｓをベクトルｒ０によりマスクする操作に相当する。さらに、証明者アルゴリズムＰは、ｔ１←ｒ０−ｔ０を計算する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｅ１←Ｆ（ｒ０）−ｅ０を計算する。
【００７７】
工程＃１（続き）：
次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ０←Ｈ（ｒ１，Ｇ（ｔ０，ｒ１）＋ｅ０）を計算する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ１←Ｈ（ｔ０，ｅ０）を計算する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ２←Ｈ（ｔ１，ｅ１）を計算する。工程＃１で生成されたメッセージ（ｃ０，ｃ１，ｃ２）は、検証者アルゴリズムＶに送られる。
【００７８】
工程＃２：
メッセージ（ｃ０，ｃ１，ｃ２）を受け取った検証者アルゴリズムＶは、３つの検証パターンのうち、どの検証パターンを利用するかを選択する。例えば、検証者アルゴリズムＶは、検証パターンの種類を表す３つの数値｛０，１，２｝の中から１つの数値を選択し、選択した数値を要求Ｃｈに設定する。この要求Ｃｈは証明者アルゴリズムＰに送られる。
【００７９】
工程＃３：
要求Ｃｈを受け取った証明者アルゴリズムＰは、受け取った要求Ｃｈに応じて検証者アルゴリズムＶに送る返答Ｒｓｐを生成する。Ｃｈ＝０の場合、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐ＝（ｒ０，ｔ１，ｅ１）を生成する。Ｃｈ＝１の場合、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐ＝（ｒ１，ｔ０，ｅ０）を生成する。Ｃｈ＝２の場合、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐ＝（ｒ１，ｔ１，ｅ１）を生成する。工程＃３で生成された返答Ｒｓｐは、検証者アルゴリズムＶに送られる。
【００８０】
工程＃４：
返答Ｒｓｐを受け取った検証者アルゴリズムＶは、受け取った返答Ｒｓｐを利用して以下の検証処理を実行する。
【００８１】
Ｃｈ＝０の場合、検証者アルゴリズムＶは、ｃ１＝Ｈ（ｒ０−ｔ１，Ｆ（ｒ０）−ｅ１）の等号が成り立つか否かを検証する。さらに、検証者アルゴリズムＶは、ｃ２＝Ｈ（ｔ１，ｅ１）の等号が成り立つか否かを検証する。検証者アルゴリズムＶは、これらの検証が全て成功した場合に認証成功を示す値１を出力し、検証に失敗があった場合に認証失敗を示す値０を出力する。
【００８２】
Ｃｈ＝１の場合、検証者アルゴリズムＶは、ｃ０＝Ｈ（ｒ１，Ｇ（ｔ０，ｒ１）＋ｅ０）の等号が成り立つか否かを検証する。さらに、検証者アルゴリズムＶは、ｃ１＝Ｈ（ｔ０，ｅ０）の等号が成り立つか否かを検証する。検証者アルゴリズムＶは、これらの検証が全て成功した場合に認証成功を示す値１を出力し、検証に失敗があった場合に認証失敗を示す値０を出力する。
【００８３】
Ｃｈ＝２の場合、検証者アルゴリズムＶは、ｃ０＝Ｈ（ｒ１，ｙ−Ｆ（ｒ１）−Ｇ（ｔ１，ｒ１）−ｅ１）の等号が成り立つか否かを検証する。さらに、検証者アルゴリズムＶは、ｃ２＝Ｈ（ｔ１，ｅ１）の等号が成り立つか否かを検証する。検証者アルゴリズムＶは、これらの検証が全て成功した場合に認証成功を示す値１を出力し、検証に失敗があった場合に認証失敗を示す値０を出力する。
【００８４】
以上、３パス方式に係る効率的なアルゴリズムの構成例について説明した。
【００８５】
［２−２：並列化アルゴリズムの構成例（図５）］
次に、図５を参照しながら、図４に示した３パス方式のアルゴリズムを並列化する方法について説明する。なお、鍵生成アルゴリズムＧｅｎの構成については説明を省略する。
【００８６】
さて、上記の対話プロトコルを適用すれば、偽証が成功する確率を２／３以下に抑制することができる。従って、この対話プロトコルを２回実行すれば、偽証が成功する確率を（２／３）２以下に抑制することができる。さらに、この対話プロトコルをＮ回実行すると、偽証が成功する確率は（２／３）Ｎとなり、Ｎを十分に大きい数（例えば、Ｎ＝１４０）にすれば、偽証が成功する確率は無視できる程度に小さくなる。
【００８７】
対話プロトコルを複数回実行する方法としては、例えば、メッセージ、要求、返答のやり取りを逐次的に複数回繰り返す直列的な方法と、１回分のやり取りで複数回分のメッセージ、要求、返答のやり取りを行う並列的な方法とが考えられる。さらに、直列的な方法と並列的な方法とを組み合わせたハイブリッド型の方法も考えられる。ここでは、図５を参照しながら、３パス方式に係る上記の対話プロトコルを並列的に実行するアルゴリズム（以下、並列化アルゴリズム）について説明する。
【００８８】
工程＃１：
図５に示すように、まず、証明者アルゴリズムＰは、ｉ＝１〜Ｎについて以下の処理（１）〜処理（６）を実行する。
処理（１）：証明者アルゴリズムＰは、ランダムにベクトルｒ０ｉ，ｔ０ｉ∈Ｋｎ及びｅ０ｉ∈Ｋｍを生成する。
処理（２）：証明者アルゴリズムＰは、ｒ１ｉ←ｓ−ｒ０ｉを計算する。この計算は、秘密鍵ｓをベクトルｒ０ｉによりマスクする操作に相当する。さらに、証明者アルゴリズムＰは、ｔ１ｉ←ｒ０ｉ＋ｔ０ｉを計算する。
処理（３）：証明者アルゴリズムＰは、ｅ１ｉ←Ｆ（ｒ０ｉ）−ｅ０ｉを計算する。
処理（４）：証明者アルゴリズムＰは、ｃ０ｉ←Ｈ（ｒ１ｉ，Ｇ（ｒ１ｉ，ｔ０ｉ）＋ｅ０ｉ）を計算する。
処理（５）：証明者アルゴリズムＰは、ｃ１ｉ←Ｈ（ｔ０ｉ，ｅ０ｉ）を計算する。
処理（６）：証明者アルゴリズムＰは、ｃ２ｉ←Ｈ（ｔ１ｉ，ｅ１ｉ）を計算する。
【００８９】
工程＃１（続き）
ｉ＝１〜Ｎについて上記の処理（１）〜処理（６）を実行した後、証明者アルゴリズムＰは、Ｃｍｔ←Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，ｃ２１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ，ｃ２Ｎ）を計算する。工程＃１で生成されたハッシュ値Ｃｍｔは、検証者アルゴリズムＶに送られる。このように、メッセージ（ｃ０１，ｃ１１，ｃ２１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ，ｃ２Ｎ）をハッシュ値に変換してから検証者アルゴリズムＶに送ることで、通信量を削減することが可能になる。
【００９０】
工程＃２：
ハッシュ値Ｃｍｔを受け取った検証者アルゴリズムＶは、ｉ＝１〜Ｎのそれぞれについて、３つの検証パターンのうち、どの検証パターンを利用するかを選択する。例えば、検証者アルゴリズムＶは、ｉ＝１〜Ｎのそれぞれについて、検証パターンの種類を表す３つの数値｛０，１，２｝の中から１つの数値を選択し、選択した数値を要求Ｃｈｉに設定する。要求Ｃｈ１，…，ＣｈＮは、証明者アルゴリズムＰに送られる。
【００９１】
工程＃３：
要求Ｃｈ１，…，ＣｈＮを受け取った証明者アルゴリズムＰは、受け取った要求Ｃｈ１，…，ＣｈＮのそれぞれ応じて検証者アルゴリズムＶに送る返答Ｒｓｐ１，…，ＲｓｐＮを生成する。Ｃｈｉ＝０の場合、証明者アルゴリズムＰは、Ｒｓｐｉ＝（ｒ０ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ０ｉ）を生成する。Ｃｈｉ＝１の場合、証明者アルゴリズムＰは、Ｒｓｐｉ＝（ｒ１ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｃ２ｉ）を生成する。Ｃｈｉ＝２の場合、証明者アルゴリズムＰは、Ｒｓｐｉ＝（ｒ１ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ１ｉ）を生成する。
【００９２】
工程＃３で生成された返答Ｒｓｐ１，…，ＲｓｐＮは、検証者アルゴリズムＶに送られる。
【００９３】
工程＃４：
返答Ｒｓｐ１，…，ＲｓｐＮを受け取った検証者アルゴリズムＶは、受け取った返答Ｒｓｐ１，…，ＲｓｐＮを利用して以下の処理（１）〜処理（３）をｉ＝１〜Ｎについて実行する。但し、検証者アルゴリズムＶは、Ｃｈｉ＝０の場合に処理（１）を実行し、Ｃｈｉ＝１の場合に処理（２）を実行し、Ｃｈｉ＝２の場合に処理（３）を実行する。
【００９４】
処理（１）：Ｃｈｉ＝０の場合、検証者アルゴリズムＶは、Ｒｓｐｉから（ｒ０ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ０ｉ）を取り出す。次いで、検証者アルゴリズムＶは、ｃ１ｉ＝Ｈ（ｒ０ｉ−ｔ１ｉ，Ｆ（ｒ０ｉ）−ｅ１ｉ）を計算する。さらに、検証者アルゴリズムＶは、ｃ２ｉ＝Ｈ（ｔ１ｉ，ｅ１ｉ）を計算する。そして、検証者アルゴリズムＶは、（ｃ０ｉ，ｃ１ｉ，ｃ２ｉ）を保持する。
【００９５】
処理（２）：Ｃｈｉ＝１の場合、検証者アルゴリズムＶは、Ｒｓｐｉから（ｒ１ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｃ２ｉ）を取り出す。次いで、検証者アルゴリズムＶは、ｃ０ｉ＝Ｈ（ｒ１ｉ，Ｇ（ｔ０ｉ，ｒ１ｉ）＋ｅ０ｉ）を計算する。さらに、検証者アルゴリズムＶは、ｃ１ｉ＝Ｈ（ｔ０ｉ，ｅ０ｉ）を計算する。そして、検証者アルゴリズムＶは、（ｃ０ｉ，ｃ１ｉ，ｃ２ｉ）を保持する。
【００９６】
処理（３）：Ｃｈｉ＝２の場合、検証者アルゴリズムＶは、Ｒｓｐｉから（ｒ１ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ１ｉ）を取り出す。次いで、検証者アルゴリズムＶは、ｃ０ｉ＝Ｈ（ｒ１ｉ，ｙ−Ｆ（ｒ１ｉ）−Ｇ（ｔ１ｉ，ｒ１ｉ）−ｅ１ｉ）を計算する。さらに、検証者アルゴリズムＶは、ｃ２ｉ＝Ｈ（ｔ１ｉ，ｅ１ｉ）を計算する。そして、検証者アルゴリズムＶは、（ｃ０ｉ，ｃ１ｉ，ｃ２ｉ）を保持する。
【００９７】
処理（１）〜処理（３）をｉ＝１〜Ｎについて実行した後、検証者アルゴリズムＶは、Ｃｍｔ＝Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，ｃ２１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ，ｃ２Ｎ）の等号が成り立つか否かを検証する。検証者アルゴリズムＶは、この検証が成功した場合に認証成功を示す値１を出力し、検証に失敗した場合に認証失敗を示す値０を出力する。
【００９８】
以上、３パス方式に係る効率的な並列化アルゴリズムの構成例について説明した。
【００９９】
＜３：５パスの公開鍵認証方式に係るアルゴリズムの構成＞
次に、５パスの公開鍵認証方式に係るアルゴリズムについて説明する。なお、以下の説明において、５パスの公開鍵認証方式のことを「５パス方式」と呼ぶ場合がある。
【０１００】
３パス方式の場合には対話プロトコル１回当たりの偽証確率が２／３であったが、５パス方式の場合には対話プロトコル１回当たりの偽証確率が１／２＋１／ｑとなる。但し、ｑは、利用する環の位数である。従って、環の位数が十分に大きい場合、５パス方式の方が１回当たりの偽証確率を低減することが可能になり、少ない対話プロトコルの実行回数で、偽証確率を十分に小さくすることができる。
【０１０１】
例えば、偽証確率を１／２ｎ以下にしたい場合、３パス方式においては、ｎ／（ｌｏｇ３−１）＝１．７０１ｎ回以上、対話プロトコルを実行する必要がある。一方、偽証確率を１／２ｎ以下にしたい場合、５パス方式においては、ｎ／（１−ｌｏｇ（１＋１／ｑ））回以上、対話プロトコルを実行する必要がある。従って、ｑ＝２４にすれば、同じセキュリティレベルを実現するのに必要な通信量は、３パス方式に比べ、５パス方式の方が少なくなるのである。
【０１０２】
［３−１：具体的なアルゴリズムの構成例（図６）］
まず、図６を参照しながら、５パス方式に係る具体的なアルゴリズムの構成例について紹介する。図６は、５パス方式に係る具体的なアルゴリズムの構成について説明するための説明図である。ここでは、公開鍵ｐｋの一部として２次多項式の組（ｆ１（ｘ），…，ｆｍ（ｘ））を利用する場合について考える。但し、２次多項式ｆｉ（ｘ）は、上記の式（６）のように表現されるものとする。また、ベクトル（ｘ１，…，ｘｎ）をｘと表記し、２次多項式の組（ｆ１（ｘ），…，ｆｍ（ｘ））を多変数多項式Ｆ（ｘ）と表記することにする。
【０１０３】
３パス方式に係るアルゴリズムと同様、２つのベクトルｔ０∈Ｋｎ、ｅ０∈Ｋｍを用いて、多変数多項式Ｆ（ｘ＋ｒ０）をマスクするために用いた多変数多項式Ｆ１（ｘ）をＦ１（ｘ）＝Ｇ（ｘ、ｔ０）＋ｅ０のように表現する。この表現を用いると、多変数多項式Ｆ（ｘ＋ｒ０）について、下記の式（１２）で表現される関係が得られる。
【０１０４】
【数１０】
【０１０５】
そのため、ｔ１＝ＣｈＡ・ｒ０＋ｔ０、ｅ１＝ＣｈＡ・Ｆ（ｒ０）＋ｅ０とすれば、マスク後の多変数多項式Ｆ２（ｘ）＝ＣｈＡ・Ｆ（ｘ＋ｒ０）＋Ｆ１（ｘ）も、２つのベクトルｔ１∈Ｋｎ、ｅ１∈Ｋｍにより表現することができる。これらの理由から、Ｆ１（ｘ）＝Ｇ（ｘ，ｔ０）＋ｅ０と設定すれば、Ｋｎ上のベクトル及びＫｍ上のベクトルを用いてＦ１及びＦ２を表現できるようになり、通信に必要なデータサイズが少ない効率的なアルゴリズムを実現することが可能になる。
【０１０６】
なお、Ｆ２（或いはＦ１）からｒ０に関する情報が一切漏れることはない。例えば、ｅ１及びｔ１（或いはｅ０及びｔ０）を与えられても、ｅ０及びｔ０（或いはｅ１及びｔ１）を知らない限り、ｒ０の情報を一切知ることはできない。従って、零知識性は担保される。以下、上記の論理に基づいて構築された５パス方式のアルゴリズムについて説明する。ここで説明する５パス方式のアルゴリズムは、以下のような鍵生成アルゴリズムＧｅｎ、証明者アルゴリズムＰ、検証者アルゴリズムＶにより構成される。
【０１０７】
（鍵生成アルゴリズムＧｅｎ）
鍵生成アルゴリズムＧｅｎは、環Ｋ上で定義される多変数多項式ｆ１（ｘ１，…，ｘｎ），…，ｆｍ（ｘ１，…，ｘｎ）、及びベクトルｓ＝（ｓ１，…，ｓｎ）∈Ｋｎを生成する。次に、鍵生成アルゴリズムＧｅｎは、ｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）←（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を計算する。そして、鍵生成アルゴリズムＧｅｎは、（ｆ１，…，ｆｍ，ｙ）を公開鍵ｐｋに設定し、ｓを秘密鍵に設定する。なお、以下では、ベクトル（ｘ１，…，ｘｎ）をｘと表記し、多変数多項式の組（ｆ１（ｘ），…，ｆｍ（ｘ））をＦ（ｘ）と表記する。
【０１０８】
（証明者アルゴリズムＰ、検証者アルゴリズムＶ）
以下、図６を参照しながら、対話プロトコルの中で証明者アルゴリズムＰ及び検証者アルゴリズムＶにより実行される処理について説明する。この対話プロトコルの中で、証明者は、秘密鍵ｓの情報を検証者に一切漏らさずに、「自身がｙ＝Ｆ（ｓ）を満たすｓを知っていること」を検証者に示す。一方、検証者は、証明者がｙ＝Ｆ（ｓ）を満たすｓを知っているか否かを検証する。なお、公開鍵ｐｋは、検証者に公開されているものとする。また、秘密鍵ｓは、証明者により秘密に管理されているものとする。以下、図６に示したフローチャートに沿って説明を進める。
【０１０９】
工程＃１：
図６に示すように、まず、証明者アルゴリズムＰは、ランダムにベクトルｒ０∈Ｋｎ、ｔ０∈Ｋｎ、ｅ０∈Ｋｍを生成する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｒ１←ｓ−ｒ０を計算する。この計算は、秘密鍵ｓをベクトルｒ０によりマスクする操作に相当する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ベクトルｒ０，ｔ０，ｅ０のハッシュ値ｃ０を生成する。つまり、証明者アルゴリズムＰは、ｃ０←Ｈ（ｒ０，ｔ０，ｅ０）を計算する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、Ｇ（ｔ０，ｒ１）＋ｅ０及びｒ１のハッシュ値ｃ１を生成する。つまり、証明者アルゴリズムＰは、ｃ０←Ｈ（ｒ１，Ｇ（ｔ０，ｒ１）＋ｅ０）を計算する。工程＃１で生成されたメッセージ（ｃ０，ｃ１）は、検証者アルゴリズムＶに送られる。
【０１１０】
工程＃２：
メッセージ（ｃ０，ｃ１）を受け取った検証者アルゴリズムＶは、ｑ通り存在する環Ｋの元からランダムに１つの数ＣｈＡを選択し、選択した数ＣｈＡを証明者アルゴリズムＰに送る。
【０１１１】
工程＃３：
数ＣｈＡを受け取った証明者アルゴリズムＰは、ｔ１←ＣｈＡ・ｒ０−ｔ０を計算する。さらに、証明者アルゴリズムＰは、ｅ１←ＣｈＡ・Ｆ（ｒ０）−ｅ０を計算する。そして、証明者アルゴリズムＰは、ｔ１及びｅ１を検証者アルゴリズムＶに送る。
【０１１２】
工程＃４：
ｔ１及びｅ１を受け取った検証者アルゴリズムＶは、２つの検証パターンのうち、どちらの検証パターンを利用するかを選択する。例えば、検証者アルゴリズムＶは、検証パターンの種類を表す２つの数値｛０，１｝の中から１つの数値を選択し、選択した数値を要求ＣｈＢに設定する。この要求ＣｈＢは証明者アルゴリズムＰに送られる。
【０１１３】
工程＃５：
要求ＣｈＢを受け取った証明者アルゴリズムＰは、受け取った要求ＣｈＢに応じて検証者アルゴリズムＶに送り返す返答Ｒｓｐを生成する。ＣｈＢ＝０の場合、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐ＝ｒ０を生成する。ＣｈＢ＝１の場合、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐ＝ｒ１を生成する。工程＃５で生成された返答Ｒｓｐは、検証者アルゴリズムＶに送られる。
【０１１４】
工程＃６：
返答Ｒｓｐを受け取った検証者アルゴリズムＶは、受け取った返答Ｒｓｐを利用して以下の検証処理を実行する。
【０１１５】
ＣｈＢ＝０の場合、検証者アルゴリズムＶは、ｒ０←Ｒｓｐを実行する。そして、検証者アルゴリズムＶは、ｃ０＝Ｈ（ｒ０，ＣｈＡ・ｒ０−ｔ１，ＣｈＡ・Ｆ（ｒ０）−ｅ１）の等号が成り立つか否かを検証する。検証者アルゴリズムＶは、この検証が成功した場合に認証成功を示す値１を出力し、検証に失敗があった場合に認証失敗を示す値０を出力する。
【０１１６】
ＣｈＢ＝１の場合、検証者アルゴリズムＶは、ｒ１←Ｒｓｐを実行する。そして、検証者アルゴリズムＶは、ｃ１＝Ｈ１（ｒ１，ＣｈＡ・（ｙ−Ｆ（ｒ１））−Ｇ（ｔ１，ｒ１）−ｅ１）の等号が成り立つか否かを検証する。検証者アルゴリズムＶは、この検証が成功した場合に認証成功を示す値１を出力し、検証に失敗があった場合に認証失敗を示す値０を出力する。
【０１１７】
以上、５パス方式に係る効率的なアルゴリズムの構成例について説明した。
【０１１８】
［３−２：並列化アルゴリズムの構成例（図７）］
次に、図７を参照しながら、図６に示した５パス方式のアルゴリズムを並列化する方法について説明する。なお、鍵生成アルゴリズムＧｅｎの構成については説明を省略する。
【０１１９】
先に述べた通り、５パス方式に係る対話プロトコルを適用すれば、偽証が成功する確率を（１／２＋１／ｑ）以下に抑制することができる。従って、この対話プロトコルを２回実行すれば、偽証が成功する確率を（１／２＋１／ｑ）２以下に抑制することができる。さらに、この対話プロトコルをＮ回実行すると、偽証が成功する確率は（１／２＋１／ｑ）Ｎとなり、Ｎを十分に大きい数（例えば、Ｎ＝８０）にすれば、偽証が成功する確率は無視できる程度に小さくなる。
【０１２０】
対話プロトコルを複数回実行する方法としては、例えば、メッセージ、要求、返答のやり取りを逐次的に複数回繰り返す直列的な方法と、１回分のやり取りで複数回分のメッセージ、要求、返答のやり取りを行う並列的な方法とが考えられる。さらに、直列的な方法と並列的な方法とを組み合わせたハイブリッド型の方法も考えられる。ここでは、５パス方式に係る上記の対話プロトコルを並列的に実行するアルゴリズム（以下、並列化アルゴリズム）について説明する。
【０１２１】
工程＃１：
図７に示すように、まず、証明者アルゴリズムＰは、ｉ＝１〜Ｎについて処理（１）〜処理（４）を実行する。
処理（１）：証明者アルゴリズムＰは、ランダムにベクトルｒ０ｉ，ｔ０ｉ∈Ｋｎ及びｅ０ｉ∈Ｋｍを生成する。
処理（２）：証明者アルゴリズムＰは、ｒ１ｉ←ｓ−ｒ０ｉを計算する。この計算は、秘密鍵ｓをベクトルｒ０ｉによりマスクする操作に相当する。
処理（３）：証明者アルゴリズムＰは、ｃ０ｉ←Ｈ（ｒ０ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ）を計算する。
処理（４）：証明者アルゴリズムＰは、ｃ１ｉ←Ｈ（ｒ１ｉ，Ｇ（ｔ０ｉ，ｒ１ｉ）＋ｅ０ｉ）を計算する。
ｉ＝１〜Ｎについて処理（１）〜処理（４）を実行した後、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値Ｃｍｔ←Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ）を実行する。そして、工程＃１で生成されたハッシュ値Ｃｍｔは、検証者アルゴリズムＶに送られる。
【０１２２】
工程＃２：
ハッシュ値Ｃｍｔを受け取った検証者アルゴリズムＶは、ｉ＝１〜Ｎのそれぞれについて、ｑ通り存在する環Ｋの元からランダムに１つの数ＣｈＡｉを選択し、選択した数ＣｈＡｉ（ｉ＝１〜Ｎ）を証明者アルゴリズムＰに送る。
【０１２３】
工程＃３：
数ＣｈＡｉ（ｉ＝１〜Ｎ）を受け取った証明者アルゴリズムＰは、ｉ＝１〜Ｎのそれぞれについて、ｔ１ｉ←ＣｈＡｉ・ｒ０ｉ−ｔ０ｉを計算する。さらに、証明者アルゴリズムＰは、ｉ＝１〜Ｎのそれぞれについて、ｅ１ｉ←ＣｈＡｉ・Ｆ（ｒ０ｉ）−ｅ０ｉを計算する。そして、証明者アルゴリズムＰは、ｔ１１，…，ｔ１Ｎ及びｅ１１，…，ｅ１Ｎを検証者アルゴリズムＶに送る。
【０１２４】
工程＃４：
ｔ１１，…，ｔ１Ｎ及びｅ１１，…，ｅ１Ｎを受け取った検証者アルゴリズムＶは、ｉ＝１〜Ｎのそれぞれについて、２つの検証パターンのうち、どちらの検証パターンを利用するかを選択する。例えば、検証者アルゴリズムＶは、検証パターンの種類を表す２つの数値｛０，１｝の中から１つの数値を選択し、選択した数値を要求ＣｈＢｉに設定する。要求ＣｈＢｉ（ｉ＝１〜Ｎ）は証明者アルゴリズムＰに送られる。
【０１２５】
工程＃５：
要求ＣｈＢｉ（ｉ＝１〜Ｎ）を受け取った証明者アルゴリズムＰは、ｉ＝１〜Ｎについて、受け取った要求ＣｈＢｉに応じて検証者アルゴリズムＶに送り返す返答Ｒｓｐｉを生成する。ＣｈＢｉ＝０の場合、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐｉ＝（ｒ０ｉ，ｃ１ｉ）を生成する。ＣｈＢｉ＝１の場合、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐｉ＝（ｒ１ｉ，ｃ０ｉ）を生成する。工程＃５で生成された返答Ｒｓｐｉ（ｉ＝１〜Ｎ）は、検証者アルゴリズムＶに送られる。
【０１２６】
工程＃６：
返答Ｒｓｐｉ（ｉ＝１〜Ｎ）を受け取った検証者アルゴリズムＶは、受け取った返答Ｒｓｐｉ（ｉ＝１〜Ｎ）を利用して以下の処理（１）及び処理（２）を実行する。
【０１２７】
処理（１）：ＣｈＢｉ＝０の場合、検証者アルゴリズムＶは、（ｒ０ｉ，ｃ１ｉ）←Ｒｓｐｉを実行する。そして、検証者アルゴリズムＶは、ｃ０ｉ＝Ｈ（ｒ０ｉ，ＣｈＡｉ・ｒ０ｉ−ｔ１ｉ，ＣｈＡｉ・Ｆ（ｒ０ｉ）−ｅ１ｉ）を計算する。そして、検証者アルゴリズムＶは、（ｃ０ｉ，ｃ１ｉ）を保持する。
【０１２８】
処理（２）：ＣｈＢｉ＝１の場合、検証者アルゴリズムＶは、（ｒ１ｉ，ｃ０ｉ）←Ｒｓｐｉを実行する。そして、検証者アルゴリズムＶは、ｃ１ｉ＝Ｈ（ｒ１ｉ，ＣｈＡｉ・（ｙ−Ｆ（ｒ１ｉ））−Ｇ（ｔ１ｉ，ｒ１ｉ）−ｅ１ｉ）を計算する。そして、検証者アルゴリズムＶは、（ｃ０ｉ，ｃ１ｉ）を保持する。
【０１２９】
ｉ＝１〜Ｎについて処理（１）及び処理（２）を実行した後、検証者アルゴリズムＶは、Ｃｍｔ＝Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ）の等号が成り立つか否かを検証する。検証者アルゴリズムＶは、この検証が成功した場合に認証成功を示す値１を出力し、検証に失敗があった場合に認証失敗を示す値０を出力する。
【０１３０】
以上、５パス方式に係る効率的な並列化アルゴリズムの構成例について説明した。
【０１３１】
＜４：電子署名方式への変形＞
次に、上記の公開鍵認証方式を電子署名方式へと変形する方法を紹介する。
【０１３２】
公開鍵認証方式のモデルにおける証明者を電子署名方式における署名者に対応させると、証明者のみが検証者を納得させられるという点において、電子署名方式のモデルと近似していることが容易に理解されよう。こうした考えに基づき、上述した公開鍵認証方式を電子署名方式へと変形する方法について説明する。
【０１３３】
［４−１：３パスの公開鍵認証方式から電子署名方式への変形（図８）］
まず、３パスの公開鍵認証方式から電子署名方式への変形について説明する。
【０１３４】
図８に示すように、３パス方式に係る効率的なアルゴリズム（例えば、図５を参照）は、３回の対話及び４つの工程＃１〜工程＃４で表現される。
【０１３５】
工程＃１は、ｉ＝１〜Ｎについて、ａｉ＝（ｒ０ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｒ１ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ０ｉ，ｃ１ｉ，ｃ２ｉ）を生成する処理（１）と、Ｃｍｔ←Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，ｃ２１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ，ｃ２Ｎ）を計算する処理（２）とで構成される。工程＃１で証明者アルゴリズムＰにより生成されたＣｍｔは、検証者アルゴリズムＶへと送られる。
【０１３６】
工程＃２は、Ｃｈ１，…，ＣｈＮを選択する処理で構成される。工程＃２で検証者アルゴリズムＶにより選択されたＣｈ１，…，ＣｈＮは、証明者アルゴリズムＰへと送られる。
【０１３７】
工程＃３は、Ｃｈ１，…，ＣｈＮ及びａ１，…，ａＮを用いてＲｓｐ１，…，ＲｓｐＮを生成する処理で構成される。この処理をＲｓｐｉ←Ｓｅｌｅｃｔ（Ｃｈｉ，ａｉ）と表現する。工程＃３で証明者アルゴリズムＰにより生成されたＲｓｐ１，…，ＲｓｐＮは、検証者アルゴリズムＶへと送られる。
【０１３８】
工程＃４は、Ｃｈ１，…，ＣｈＮ及びＲｓｐ１，…，ＲｓｐＮを用いてｃ０１，ｃ１１，ｃ２１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ，ｃ２Ｎを再生する処理（１）と、再生したｃ０１，ｃ１１，ｃ２１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ，ｃ２Ｎを用いてＣｍｔ＝Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，ｃ２１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ，ｃ２Ｎ）を検証する処理（２）とで構成される。
【０１３９】
上記の工程＃１〜工程＃４で表現される公開鍵認証方式のアルゴリズムは、図８に示すような署名生成アルゴリズムＳｉｇ及び署名検証アルゴリズムＶｅｒに変形される。
【０１４０】
（署名生成アルゴリズムＳｉｇ）
まず、署名生成アルゴリズムＳｉｇの構成について述べる。署名生成アルゴリズムＳｉｇは、以下の処理（１）〜処理（５）で構成される。
【０１４１】
処理（１）：署名生成アルゴリズムＳｉｇは、ａｉ＝（ｒ０ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｒ１ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ０ｉ，ｃ１ｉ，ｃ２ｉ）を生成する。
処理（２）：署名生成アルゴリズムＳｉｇは、Ｃｍｔ←Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，ｃ２１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ，ｃ２Ｎ）を計算する。
処理（３）：署名生成アルゴリズムＳｉｇは、（Ｃｈ１，…，ＣｈＮ）←Ｈ（Ｍ，Ｃｍｔ）を計算する。このＭは、署名を付与する文書である。
処理（４）：署名生成アルゴリズムＳｉｇは、Ｒｓｐｉ←Ｓｅｌｅｃｔ（Ｃｈｉ，ａｉ）を計算する。
処理（５）：署名生成アルゴリズムＳｉｇは、（Ｃｍｔ，Ｒｓｐ１，…，ＲｓｐＮ）を署名に設定する。
【０１４２】
（署名検証アルゴリズムＶｅｒ）
次に、署名検証アルゴリズムＶｅｒの構成について述べる。署名検証アルゴリズムＶｅｒは、以下の処理（１）〜処理（３）で構成される。
【０１４３】
処理（１）：署名検証アルゴリズムＶｅｒは、（Ｃｈ１，…，ＣｈＮ）←Ｈ（Ｍ，Ｃｍｔ）を計算する。
処理（２）：署名検証アルゴリズムＶｅｒは、Ｃｈ１，…，ＣｈＮ及びＲｓｐ１，…，ＲｓｐＮを用いてｃ０１，ｃ１１，ｃ２１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ，ｃ２Ｎを生成する。
処理（３）：署名検証アルゴリズムＶｅｒは、再生したｃ０１，ｃ１１，ｃ２１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ，ｃ２Ｎを用いてＣｍｔ＝Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，ｃ２１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ，ｃ２Ｎ）を検証する。
【０１４４】
以上説明したように、公開鍵認証方式のモデルにおける証明者を電子署名方式における署名者に対応させることで、公開鍵認証方式のアルゴリズムを電子署名方式のアルゴリズムへと変形することが可能になる。
【０１４５】
［４−２：５パスの公開鍵認証方式から電子署名方式への変形（図９）］
次に、５パスの公開鍵認証方式から電子署名方式への変形について説明する。
【０１４６】
図９に示すように、５パス方式に係る効率的なアルゴリズム（例えば、図７を参照）は、５回の対話及び６つの工程＃１〜工程＃６で表現される。
【０１４７】
工程＃１は、ｉ＝１〜Ｎについて、ａｉ＝（ｒ０ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｒ１ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ０ｉ，ｃ１ｉ）を生成する処理（１）と、Ｃｍｔ←Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ）を計算する処理（２）とで構成される。工程＃１で証明者アルゴリズムＰにより生成されたＣｍｔは、検証者アルゴリズムＶへと送られる。
【０１４８】
工程＃２は、ＣｈＡ１，…，ＣｈＡＮを選択する処理で構成される。工程＃２で検証者アルゴリズムＶにより選択されたＣｈＡ１，…，ＣｈＡＮは、証明者アルゴリズムＰへと送られる。
【０１４９】
工程＃３は、ｉ＝１〜Ｎについて、ｂｉ＝（ｔ１ｉ，ｅ１ｉ）を生成する処理で構成される。工程＃３で証明者アルゴリズムＰにより生成されたｂ１，…，ｂＮは、検証者アルゴリズムＶへと送られる。
【０１５０】
工程＃４は、ＣｈＢ１，…，ＣｈＢＮを選択する処理で構成される。工程＃４で検証者アルゴリズムＶにより選択されたＣｈＢ１，…，ＣｈＢＮは、証明者アルゴリズムＰへと送られる。
【０１５１】
工程＃５は、ＣｈＢ１，…，ＣｈＢＮ，ａ１，…，ａＮ，ｂ１，…，ｂＮを用いてＲｓｐ１，…，ＲｓｐＮを生成する処理で構成される。この処理をＲｓｐｉ←Ｓｅｌｅｃｔ（ＣｈＢｉ，ａｉ，ｂｉ）と表現する。工程＃５で証明者アルゴリズムＰにより生成されたＲｓｐ１，…，ＲｓｐＮは、検証者アルゴリズムＶへと送られる。
【０１５２】
工程＃６は、ＣｈＡ１，…，ＣｈＡＮ，ＣｈＢ１，…，ＣｈＢＮ，Ｒｓｐ１，…，ＲｓｐＮを用いてｃ０１，ｃ１１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎを再生する処理（１）と、再生したｃ０１，ｃ１１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎを用いてＣｍｔ＝Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ）を検証する処理（２）とで構成される。
【０１５３】
上記の工程＃１〜工程＃６で表現される公開鍵認証方式のアルゴリズムは、図９に示すような署名生成アルゴリズムＳｉｇ及び署名検証アルゴリズムＶｅｒに変形される。
【０１５４】
（署名生成アルゴリズムＳｉｇ）
まず、署名生成アルゴリズムＳｉｇの構成について述べる。署名生成アルゴリズムＳｉｇは、以下の処理（１）〜処理（７）で構成される。
【０１５５】
処理（１）：署名生成アルゴリズムＳｉｇは、ａｉ＝（ｒ０ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｒ１ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ０ｉ，ｃ１ｉ）を生成する。
処理（２）：署名生成アルゴリズムＳｉｇは、Ｃｍｔ←Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ）を計算する。
処理（３）：署名生成アルゴリズムＳｉｇは、（ＣｈＡ１，…，ＣｈＡＮ）←Ｈ（Ｍ，Ｃｍｔ）を計算する。このＭは、署名を付与する文書である。
処理（４）：署名生成アルゴリズムＳｉｇは、ｉ＝１〜Ｎについて、ｂｉ＝（ｔ１ｉ，ｅ１ｉ）を生成する。
処理（５）：署名生成アルゴリズムＳｉｇは、（ＣｈＢ１，…，ＣｈＢＮ）←Ｈ（Ｍ，Ｃｍｔ，ＣｈＡ１，…，ＣｈＡＮ，ｂ１，…，ｂＮ）を計算する。なお、（ＣｈＢ１，…，ＣｈＢＮ）←Ｈ（ＣｈＡ１，…，ＣｈＡＮ，ｂ１，…，ｂＮ）と変形してもよい。
処理（６）：署名生成アルゴリズムＳｉｇは、Ｒｓｐｉ←Ｓｅｌｅｃｔ（ＣｈＢｉ，ａｉ，ｂｉ）を計算する。
処理（７）：署名生成アルゴリズムＳｉｇは、（Ｃｍｔ，ｂ１，…，ｂＮ，Ｒｓｐ１，…，ＲｓｐＮ）を電子署名に設定する。
【０１５６】
（署名検証アルゴリズムＶｅｒ）
次に、署名検証アルゴリズムＶｅｒの構成について述べる。署名検証アルゴリズムＶｅｒは、以下の処理（１）〜処理（４）で構成される。
【０１５７】
処理（１）：署名検証アルゴリズムＶｅｒは、（ＣｈＡ１，…，ＣｈＡＮ）←Ｈ（Ｍ，Ｃｍｔ）を計算する。
処理（２）：署名検証アルゴリズムＶｅｒは、（ＣｈＢ１，…，ＣｈＢＮ）←Ｈ（Ｍ，Ｃｍｔ，ＣｈＡ１，…，ＣｈＡＮ，ｂ１，…，ｂＮ）を計算する。なお、署名検証アルゴリズムＶｅｒが実行する処理（５）において、（ＣｈＢ１，…，ＣｈＢＮ）←Ｈ（ＣｈＡ１，…，ＣｈＡＮ，ｂ１，…，ｂＮ）と変形した場合、署名検証アルゴリズムＶｅｒは、（ＣｈＢ１，…，ＣｈＢＮ）←Ｈ（ＣｈＡ１，…，ＣｈＡＮ，ｂ１，…，ｂＮ）を計算する。
処理（３）：署名検証アルゴリズムＶｅｒは、ＣｈＡ１，…，ＣｈＡＮ，ＣｈＢ１，…，ＣｈＢＮ，Ｒｓｐ１，…，ＲｓｐＮを用いてｃ０１，ｃ１１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎを生成する。
処理（４）：署名検証アルゴリズムＶｅｒは、再生したｃ０１，ｃ１１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎを用いてＣｍｔ＝Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ）を検証する。
【０１５８】
以上説明したように、公開鍵認証方式のモデルにおける証明者を電子署名方式における署名者に対応させることで、公開鍵認証方式のアルゴリズムを電子署名方式のアルゴリズムへと変形することが可能になる。
【０１５９】
＜５：中間変数の効率的な管理方法＞
ところで、上記の公開鍵認証方式及び電子署名方式のアルゴリズムを実行する際、多くの中間変数を証明者アルゴリズムＰが保持していることに気づくであろう。例えば、図４に示した３パス方式のアルゴリズムにおいて、工程＃１で生成した中間変数ｒ０，ｔ０，ｅ０，ｒ１，ｔ１，ｅ１は、証明者アルゴリズムＰにより保持され、工程＃３で再び利用される。また、図５に示した並列化アルゴリズムのように、工程＃１でメッセージをハッシュ値Ｃｍｔに纏めて送信する構成の場合、証明者アルゴリズムＰは、工程＃３で再び利用する中間変数ｒ０ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｒ１ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ０ｉ，ｃ１ｉ，ｃ２ｉ（ｉ＝１〜Ｎ）を中間変数として保持しておく必要がある。そのため、上記の公開鍵認証方式及び電子署名方式のアルゴリズムを実行するには、十分な記憶領域が必要になる。
【０１６０】
そこで、本件発明者は、証明者アルゴリズムＰが保持すべき中間変数の量を削減し、少ない記憶領域で上記の公開鍵認証方式及び電子署名方式のアルゴリズムを実行できるようにする仕組みを考案した。以下、この仕組み（以下、メモリ削減方法）について説明する。
【０１６１】
［５−１：概要（図１０、図１１）］
まず、図１０及び図１１を参照しながら、本実施形態に係るメモリ削減方法の概要について説明する。図１０は、３パス方式のアルゴリズムを簡略的に表現したものである。一方、図１１は、５パス方式のアルゴリズムを簡略的に表現したものである。
【０１６２】
図１０に示すように、３パス方式の場合、（１）まず、証明者アルゴリズムＰによりＣｍｔが生成され、検証者アルゴリズムＶへと送られる。（２）次いで、検証者アルゴリズムＶによりＣｈが選択され、証明者アルゴリズムＰへと送られる。（３）次いで、証明者アルゴリズムＰによりＲｓｐが生成され、検証者アルゴリズムＶへと送られる。（４）次いで、検証者アルゴリズムＶによりＣｍｔ及びＲｓｐに基づく検証が行われる。
【０１６３】
図１０において、（ａ１，…，ａｕ）は、擬似乱数生成器により生成される中間変数である。一方、（ｂ１，…，ｂｖ）は、乱数成分（ａ１，…，ａｕ）に基づいて生成される中間変数である。また、Ｔ１は、（ｂ１，…，ｂｖ）を生成するための関数である。そして、Ｔ２は、Ｃｍｔを生成するための関数である。さらに、Ｔ３は、Ｒｓｐを生成するための関数である。このように、Ｃｍｔを生成する過程で生成された中間変数は、Ｒｓｐを生成する過程で利用される。そのため、証明者アルゴリズムＰは、Ｃｍｔを検証者アルゴリズムＶへと送った後も中間変数を保持している必要がある。
【０１６４】
５パス方式の場合、図１１に示すように、（１）まず、検証者アルゴリズムＶによりＣｍｔＡが生成され、検証者アルゴリズムＶへと送られる。（２）次いで、検証者アルゴリズムＶによりＣｈＡが選択され、証明者アルゴリズムＰへと送られる。（３）次いで、検証者アルゴリズムＶによりＣｍｔＢが生成され、検証者アルゴリズムＶへと送られる。（４）次いで、検証者アルゴリズムＶによりＣｈＢが選択され、証明者アルゴリズムＰへと送られる。（５）次いで、証明者アルゴリズムＰによりＲｓｐが生成され、検証者アルゴリズムＶへと送られる。（６）次いで、検証者アルゴリズムＶによりＣｍｔ及びＲｓｐに基づく検証が行われる。
【０１６５】
図１１において、（ａ１，…，ａｕ）は、擬似乱数生成器により生成される中間変数である。一方、（ｂ１，…，ｂｖ）は、乱数成分（ａ１，…，ａｕ）に基づいて生成される中間変数である。また、Ｔ１は、（ｂ１，…，ｂｖ）を生成するための関数である。そして、Ｔ２は、ＣｍｔＡを生成するための関数である。また、Ｔ３は、ＣｍｔＢを生成するための関数である。さらに、Ｔ４は、Ｒｓｐを生成するための関数である。このように、ＣｍｔＡを生成する過程で生成された中間変数は、ＣｍｔＢ及びＲｓｐを生成する過程で利用される。そのため、証明者アルゴリズムＰは、ＣｍｔＡを検証者アルゴリズムＶへと送った後も中間変数を保持している必要がある。
【０１６６】
しかしながら、図１０及び図１１に示したアルゴリズムの構成を注意深く分析した結果、擬似乱数生成器に入力するシードの値を保持することにより、中間変数を一時的に破棄できるようにアルゴリズムを変形可能なことが分かった。但し、中間変数を一時的に破棄できるようにするには、ハッシュ値Ｃｍｔの生成手順に工夫を施す必要がある。以下、具体例を参照しながら、一度に多くの中間変数を保持せずに済む工夫について詳細に説明する。なお、この工夫は、３パス方式、５パス方式、電子署名方式のいずれにも適用可能である。
【０１６７】
［５−２：適用例＃１（３パス方式の基本構成への適用）（図１２〜図１４）］
まず、図１２〜図１４を参照しながら、本実施形態に係るメモリ削減方法を３パス方式の基本構成（図４を参照）に適用する場合のアルゴリズム構成について説明する。
【０１６８】
（全体構成）
３パス方式の基本構成は、例えば、図１２のように表現することができる。図１２に示すように、（１）まず、証明者アルゴリズムＰは、メッセージｃ０，ｃ１，ｃ２に基づくハッシュ値Ｃｍｔを生成する。ハッシュ値Ｃｍｔの生成に際し、証明者アルゴリズムＰは、擬似乱数生成器ＰＲＮＧを用いて、（ｒ０，ｔ０，ｅ０）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄ）を生成する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ１，ｔ１，ｅ１）＝（ｓ−ｒ０，ｒ０−ｔ０，Ｆ（ｒ０）−ｅ０）を算出する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ０＝Ｈ（ｒ１，Ｇ（ｔ０，ｒ１）＋ｅ０）、ｃ１＝Ｈ（ｔ０，ｅ０）、ｃ２＝Ｈ（ｔ１，ｅ１）を算出する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、Ｃｍｔ＝Ｈ（ｃ０，ｃ１，ｃ２）を算出する。
【０１６９】
証明者アルゴリズムＰにより生成されたハッシュ値Ｃｍｔは、検証者アルゴリズムＶへと送られる。（２）ハッシュ値Ｃｍｔを受け取った検証者アルゴリズムＶは、チャレンジＣｈを選択する。そして、検証者アルゴリズムＶにより選択されたチャレンジＣｈは、証明者アルゴリズムＰへと送られる。
【０１７０】
（３）チャレンジＣｈを受け取った証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐを生成する。Ｒｓｐの生成に際し、証明者アルゴリズムＰは、チャレンジＣｈに応じて（ｒ０，ｔ０，ｅ０，ｒ１，ｔ１，ｅ１，ｃ０，ｃ１，ｃ２）の中から必要な組み合わせを選択し、返答Ｒｓｐに設定する。そして、証明者アルゴリズムＰにより生成された返答Ｒｓｐは、検証者アルゴリズムＶへと送られる。（４）返答Ｒｓｐを受け取った検証者アルゴリズムＶは、ハッシュ値Ｃｍｔ、チャレンジＣｈ、及び返答Ｒｓｐに基づいて検証を実行する。
【０１７１】
ここで、以上説明した３パス方式の基本構成において、ハッシュ値Ｃｍｔの生成後に中間変数ｒ０，ｔ０，ｅ０，ｒ１，ｔ１，ｅ１，ｃ０，ｃ１，ｃ２を一時的に破棄できるようにしたハッシュ値Ｃｍｔの生成方法について説明する。また、ここで説明するハッシュ値Ｃｍｔの生成方法を適用した場合における返答Ｒｓｐの生成方法についても説明する。
【０１７２】
（ハッシュ値Ｃｍｔの生成方法）
まず、図１３を参照する。図１３に示すように、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値Ｃｍｔの生成を開始すると、まず、（ｒ０，ｓｅｅｄｔ０）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｒ０）を算出し、その後でｒ０及びｓｅｅｄｒ０を記憶する（Ｓ１０１）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｔ０，ｓｅｅｄｅ０）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｔ０）を算出し、その後でｔ０を記憶する（Ｓ１０２）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｅ０，ｓｅｅｄ’）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｅ０）を算出し、その後でｅ０を記憶する（Ｓ１０３）。
【０１７３】
次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｒ１＝ｓ−ｒ０を算出し、その後でｒ１を記憶する（Ｓ１０４）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｔ１＝ｒ０−ｔ０を算出し、その後でｔ１を記憶する（Ｓ１０５）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｅ１＝Ｆ（ｒ０）−ｅ０を算出し、その後でｅ１を記憶し、ｒ０を消去する（Ｓ１０６）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ２＝Ｈ（ｔ１，ｅ１）を算出し、その後でｃ２を記憶し、ｔ１及びｅ１を消去する（Ｓ１０７）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ０＝Ｈ（ｒ１，Ｇ（ｔ０，ｒ１）＋ｅ０）を算出し、その後でｃ０を記憶し、ｒ１を消去する（Ｓ１０８）。
【０１７４】
次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ１＝Ｈ（ｔ０，ｅ０）を算出し、その後でｃ１を記憶し、ｔ０及びｅ０を消去する（Ｓ１０９）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値Ｃｍｔ＝Ｈ（ｃ０，ｃ１，ｃ２）を算出し、その後でｃ０，ｃ１，ｃ２を消去する（Ｓ１１０）。ステップＳ１１０の処理を完了した後、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値Ｃｍｔの生成に係る一連の処理を終了する。なお、この時点で証明者アルゴリズムＰは、中間変数（ｒ０，ｔ０，ｅ０，ｒ１，ｔ１，ｅ１，ｃ０，ｃ１，ｃ２）を保持していない。
【０１７５】
（返答Ｒｓｐの生成方法）
次に、図１４を参照する。図１４に示すように、証明者アルゴリズムＰは、チャレンジＣｈの値を判別する（Ｓ１２１）。Ｃｈ＝０の場合、証明者アルゴリズムＰは、処理をステップＳ１２２に進める。Ｃｈ＝１の場合、証明者アルゴリズムＰは、処理をステップＳ１２４に進める。Ｃｈ＝２の場合、証明者アルゴリズムＰは、処理をステップＳ１２６に進める。
【０１７６】
処理をステップＳ１２２に進めた場合、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ０，ｔ１，ｅ１，ｃ０）を生成する（Ｓ１２２）。このとき、証明者アルゴリズムＰは、図１３に示したアルゴリズムのうち、必要なステップを実行して（ｒ０，ｔ１，ｅ１，ｃ０）を生成する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐ＝（ｒ０，ｔ１，ｅ１，ｃ０）を設定し（Ｓ１２３）、返答Ｒｓｐの生成に係る一連の処理を終了する。
【０１７７】
また、処理をステップＳ１２４に進めた場合、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ１，ｔ０，ｅ０，ｃ２）を生成する（Ｓ１２４）。このとき、証明者アルゴリズムＰは、図１３に示したアルゴリズムのうち、必要なステップを実行して（ｒ１，ｔ０，ｅ０，ｃ２）を生成する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐ＝（ｒ１，ｔ０，ｅ０，ｃ２）を設定し（Ｓ１２５）、返答Ｒｓｐの生成に係る一連の処理を終了する。
【０１７８】
また、処理をステップＳ１２６に進めた場合、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ１，ｔ１，ｅ１，ｃ１）を生成する（Ｓ１２６）。このとき、証明者アルゴリズムＰは、図１３に示したアルゴリズムのうち、必要なステップを実行して（ｒ１，ｔ１，ｅ１，ｃ１）を生成する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐ＝（ｒ１，ｔ１，ｅ１，ｃ１）を設定し（Ｓ１２７）、返答Ｒｓｐの生成に係る一連の処理を終了する。
【０１７９】
以上、本実施形態に係るメモリ削減方法を３パス方式の基本構成に適用する場合のアルゴリズム構成について説明した。上記のメモリ削減方法を適用することにより、少ない記憶領域で３パス方式の公開鍵認証方式を実現することが可能になる。
【０１８０】
［５−３：適用例＃２（３パス方式の並列化構成への適用）（図１５、図１６）］
次に、図１５及び図１６を参照しながら、本実施形態に係るメモリ削減方法を３パスの並列化構成（図５を参照）に適用する場合のアルゴリズム構成について説明する。ここでは、図５に示した３パス方式の並列化アルゴリズムに本実施形態に係るメモリ削減方法を適用する場合のアルゴリズム構成について考える。
【０１８１】
（ハッシュ値Ｃｍｔの生成方法）
まず、図１５を参照する。図１５に示すように、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値Ｃｍｔの生成を開始し、ｉ＝１〜Ｎについて、ステップＳ１３１〜Ｓ１３９の処理を繰り返し実行する。ステップＳ１３１において、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ０ｉ，ｓｅｅｄｔ０ｉ）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｒ０ｉ）を算出し、その後でｒ０ｉを記憶する（Ｓ１３１）。但し、証明者アルゴリズムＰは、ｉ＝１の場合にｓｅｅｄｒ０１を記憶する。
【０１８２】
次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｔ０ｉ，ｓｅｅｄｅ０ｉ）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｔ０ｉ）を算出し、その後でｔ０ｉを記憶する（Ｓ１３２）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｅ０ｉ，ｓｅｅｄｒ０（ｉ＋１））＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｅ０ｉ）を算出し、その後でｅ０ｉを記憶する（Ｓ１３３）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｒ１ｉ＝ｓ−ｒ０ｉを算出し、その後でｒ１ｉを記憶する（Ｓ１３４）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｔ１ｉ＝ｒ０ｉ−ｔ０ｉを算出し、その後でｔ１ｉを記憶する（Ｓ１３５）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｅ１ｉ＝Ｆ（ｒ０ｉ）−ｅ０ｉを算出し、その後でｅ１ｉを記憶し、ｒ０ｉを消去する（Ｓ１３６）。
【０１８３】
次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ２ｉ＝Ｈ（ｔ１ｉ，ｅ１ｉ）を算出し、その後でｃ２ｉを記憶し、ｔ１ｉ及びｅ１ｉを消去する（Ｓ１３７）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ０ｉ＝Ｈ（ｒ１ｉ，Ｇ（ｔ０ｉ，ｒ１ｉ））＋ｅ０ｉを算出し、その後でｃ０ｉを記憶し、ｒ１ｉを消去する（Ｓ１３８）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ１ｉ＝Ｈ（ｔ０ｉ，ｅ０ｉ）を算出し、その後でｃ１ｉを記憶し、ｔ０ｉ及びｅ０ｉを消去する（Ｓ１３９）。
【０１８４】
ｉ＝１〜Ｎについて、ステップＳ１３１〜Ｓ１３９の処理を実行した後、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値Ｃｍｔ＝Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，ｃ２１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ，ｃ２Ｎ）を算出し、その後でｃ０１，ｃ１１，ｃ２１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ，ｃ２Ｎを消去する（Ｓ１４０）。ステップＳ１４０の処理を完了した後、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値Ｃｍｔの生成に係る一連の処理を終了する。なお、この時点で証明者アルゴリズムＰは、中間変数（ｒ０ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｒ１ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ０ｉ，ｃ１ｉ，ｃ２ｉ）（ｉ＝１〜Ｎ）を保持していない。
【０１８５】
（返答Ｒｓｐｉの生成方法）
次に、図１６を参照する。なお、ｉ＝１〜Ｎについて、同様に返答Ｒｓｐｉの生成処理が実行される。図１６に示すように、証明者アルゴリズムＰは、チャレンジＣｈｉの値を判別する（Ｓ１５１）。Ｃｈｉ＝０の場合、証明者アルゴリズムＰは、処理をステップＳ１５２に進める。Ｃｈｉ＝１の場合、証明者アルゴリズムＰは、処理をステップＳ１５４に進める。Ｃｈｉ＝２の場合、証明者アルゴリズムＰは、処理をステップＳ１５６に進める。
【０１８６】
処理をステップＳ１５２に進めた場合、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ０ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ０ｉ）を生成する（Ｓ１５２）。このとき、証明者アルゴリズムＰは、図１５に示したアルゴリズムのうち、必要なステップを実行して（ｒ０ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ０ｉ）を生成する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐｉ＝（ｒ０ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ０ｉ）を設定し（Ｓ１５３）、返答Ｒｓｐｉの生成に係る一連の処理を終了する。
【０１８７】
また、処理をステップＳ１５４に進めた場合、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ１ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｃ２ｉ）を生成する（Ｓ１５４）。このとき、証明者アルゴリズムＰは、図１５に示したアルゴリズムのうち、必要なステップを実行して（ｒ１ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｃ２ｉ）を生成する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐｉ＝（ｒ１ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｃ２ｉ）を設定し（Ｓ１５５）、返答Ｒｓｐｉの生成に係る一連の処理を終了する。
【０１８８】
また、処理をステップＳ１５６に進めた場合、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ１ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ１ｉ）を生成する（Ｓ１５６）。このとき、証明者アルゴリズムＰは、図１５に示したアルゴリズムのうち、必要なステップを実行して（ｒ１ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ１ｉ）を生成する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐｉ＝（ｒ１ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ１ｉ）を設定し（Ｓ１５７）、返答Ｒｓｐｉの生成に係る一連の処理を終了する。
【０１８９】
以上、本実施形態に係るメモリ削減方法を３パス方式の並列化構成に適用する場合のアルゴリズム構成について説明した。上記のメモリ削減方法を適用することにより、少ない記憶領域で３パス方式の並列化された公開鍵認証方式を実現することが可能になる。
【０１９０】
（メモリ削減効果について）
仮に、（ｑ，ｎ，ｍ，Ｎ）＝（２，８０，８０，１４０）とし、ｃｉが１６０ビットで表せるとする場合、上記のメモリ削減方法を適用しないと、１３４４００ビット分の記憶領域が必要になる。しかし、上記のメモリ削減方法を適用した場合、ｃｉ及びｓｅｅｄ・が１６０ビットで表せるならば、アルゴリズムの実行に要する記憶領域は、６８０００ビットまで削減される。つまり、上記のメモリ削減方法を適用することにより、必要な記憶領域のサイズが半分以下で済むようになる。
【０１９１】
［５−４：適用例＃３（５パス方式の基本構成への適用）（図１７〜図２０）］
次に、図１７〜図２０を参照しながら、本実施形態に係るメモリ削減方法を５パスの基本構成（図６を参照）に適用する場合のアルゴリズム構成について説明する。
【０１９２】
（全体構成）
５パス方式の基本構成は、例えば、図１７のように表現することができる。図１７に示すように、（１）まず、証明者アルゴリズムＰは、メッセージｃ０，ｃ１に基づくハッシュ値ＣｍｔＡを生成する。ハッシュ値ＣｍｔＡの生成に際し、証明者アルゴリズムＰは、擬似乱数生成器ＰＲＮＧを用いて、（ｒ０，ｔ０，ｅ０）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄ）を生成する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｒ１＝ｓ−ｒ０を算出する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ０＝Ｈ（ｒ０，ｔ０，ｅ０）、ｃ１＝Ｈ（ｒ１，Ｇ（ｔ０，ｒ１）＋ｅ０）を算出する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ＣｍｔＡ＝Ｈ（ｃ０，ｃ１）を算出する。
【０１９３】
証明者アルゴリズムＰにより生成されたハッシュ値ＣｍｔＡは、検証者アルゴリズムＶへと送られる。（２）ハッシュ値ＣｍｔＡを受け取った検証者アルゴリズムＶは、チャレンジＣｈＡを選択する。そして、検証者アルゴリズムＶにより選択されたチャレンジＣｈＡは、証明者アルゴリズムＰへと送られる。
【０１９４】
（３）チャレンジＣｈＡを受け取った証明者アルゴリズムＰは、チャレンジＣｈＡ、中間変数ｔ１，ｅ１を含むコミットメント値ＣｍｔＢを生成する。コミットメント値ＣｍｔＢの生成に際し、証明者アルゴリズムＰは、ｔ１＝ＣｈＡ＊ｒ０−ｔ０、ｅ１＝ＣｈＡ＊Ｆ（ｒ０）−ｅ０を算出する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ＣｍｔＢ＝（ｔ１，ｅ１）を設定する。
【０１９５】
証明者アルゴリズムＰにより生成されたコミットメント値ＣｍｔＢは、検証者アルゴリズムＶへと送られる。（４）コミットメント値ＣｍｔＢを受け取った検証者アルゴリズムＶは、チャレンジＣｈＢを選択する。そして、検証者アルゴリズムＶにより選択されたチャレンジＣｈＢは、証明者アルゴリズムＰへと送られる。
【０１９６】
（５）チャレンジＣｈＢを受け取った証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐを生成する。Ｒｓｐの生成に際し、証明者アルゴリズムＰは、チャレンジＣｈＢに応じて（ｒ０，ｒ１，ｃ０，ｃ１）の中から必要な組み合わせを選択し、返答Ｒｓｐに設定する。そして、証明者アルゴリズムＰにより生成された返答Ｒｓｐは、検証者アルゴリズムＶへと送られる。（６）返答Ｒｓｐを受け取った検証者アルゴリズムＶは、ハッシュ値ＣｍｔＡ、チャレンジＣｈＡ、コミットメント値ＣｍｔＢ、チャレンジＣｈＢ、及び返答Ｒｓｐに基づいて検証を実行する。
【０１９７】
ここで、以上説明した５パス方式の基本構成において、ハッシュ値ＣｍｔＡの生成後に中間変数ｒ０，ｔ０，ｅ０，ｒ１，ｃ０，ｃ１を一時的に破棄できるようにしたハッシュ値ＣｍｔＡの生成方法について説明する。また、コミットメント値ＣｍｔＢの生成後に中間変数ｒ０，ｔ０，ｅ０を一時的に破棄できるようにしたコミットメント値ＣｍｔＢの生成方法について説明する。さらに、ここで説明するハッシュ値ＣｍｔＡ及びコミットメント値ＣｍｔＢの生成方法を適用した場合における返答Ｒｓｐの生成方法についても説明する。
【０１９８】
（ハッシュ値ＣｍｔＡの生成方法）
まず、図１８を参照する。図１８に示すように、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値ＣｍｔＡの生成を開始すると、まず、（ｒ０，ｓｅｅｄｔ０）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｒ０）を算出し、その後でｒ０及びｓｅｅｄｒ０を記憶する（Ｓ２０１）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｔ０，ｓｅｅｄｅ０）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｔ０）を算出し、その後でｔ０を記憶する（Ｓ２０２）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｅ０，ｓｅｅｄ’）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｅ０）を算出し、その後でｅ０を記憶する（Ｓ２０３）。
【０１９９】
次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｒ１＝ｓ−ｒ０を算出し、その後でｒ１を記憶する（Ｓ２０４）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ０＝Ｈ（ｒ０，ｔ０，ｅ０）を算出し、その後でｃ０を記憶し、ｒ０を消去する（Ｓ２０５）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ１＝Ｈ（ｒ１，Ｇ（ｔ０，ｒ１）＋ｅ０）を算出し、その後でｃ１を記憶し、ｒ１，ｔ０，ｅ０を消去する（Ｓ２０６）。
【０２００】
次いで、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値ＣｍｔＡ＝Ｈ（ｃ０，ｃ１）を算出し、その後でｃ０，ｃ１を消去する（Ｓ２０７）。ステップＳ２０７の処理を完了した後、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値ＣｍｔＡの生成に係る一連の処理を終了する。なお、この時点で証明者アルゴリズムＰは、中間変数（ｒ０，ｔ０，ｅ０，ｒ１，ｃ０，ｃ１）を保持していない。
【０２０１】
（ハッシュ値ＣｍｔＢの生成方法）
次に、図１９を参照する。図１９に示すように、証明者アルゴリズムＰは、コミットメント値ＣｍｔＢの生成を開始すると、まず、（ｒ０，ｓｅｅｄｔ０）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｒ０）を算出し、その後でｒ０及びｓｅｅｄｒ０を記憶する（Ｓ２１１）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｔ０，ｓｅｅｄｅ０）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｔ０）を算出し、その後でｔ０を記憶する（Ｓ２１２）。
【０２０２】
次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｔ１＝ＣｈＡ＊ｒ０−ｔ０を算出し、その後でｔ１を記憶し、ｔ０を消去する（Ｓ２１３）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｅ０，ｓｅｅｄ’）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｅ０）を算出し、その後でｅ０を記憶する（Ｓ２１４）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｅ１＝Ｆ（ｒ０）−ｅ０を算出し、その後でｅ１を記憶し、ｒ０，ｅ０を消去する（Ｓ２１５）。
【０２０３】
次いで、証明者アルゴリズムＰは、コミットメント値ＣｍｔＢ＝（ｔ１，ｅ１）を設定する（Ｓ２１６）。ステップＳ２１６の処理を完了した後、証明者アルゴリズムＰは、コミットメント値ＣｍｔＢの生成に係る一連の処理を終了する。なお、この時点で証明者アルゴリズムＰは、中間変数（ｒ０，ｔ０，ｅ０）を保持していない。
【０２０４】
（返答Ｒｓｐの生成方法）
次に、図２０を参照する。図２０に示すように、証明者アルゴリズムＰは、チャレンジＣｈＢの値を判別する（Ｓ２２１）。ＣｈＢ＝０の場合、証明者アルゴリズムＰは、処理をステップＳ２２２に進める。ＣｈＢ＝１の場合、証明者アルゴリズムＰは、処理をステップＳ２２４に進める。
【０２０５】
処理をステップＳ２２２に進めた場合、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ０，ｃ１）を生成する（Ｓ２２２）。このとき、証明者アルゴリズムＰは、図１８に示したアルゴリズムのうち、必要なステップを実行して（ｒ０，ｃ１）を生成する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐ＝（ｒ０，ｃ１）を設定し（Ｓ２２３）、返答Ｒｓｐの生成に係る一連の処理を終了する。
【０２０６】
また、処理をステップＳ２２４に進めた場合、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ１，ｃ０）を生成する（Ｓ２２４）。このとき、証明者アルゴリズムＰは、図１８に示したアルゴリズムのうち、必要なステップを実行して（ｒ１，ｃ０）を生成する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐ＝（ｒ１，ｃ０）を設定し（Ｓ２２５）、返答Ｒｓｐの生成に係る一連の処理を終了する。
【０２０７】
以上、本実施形態に係るメモリ削減方法を５パス方式の基本構成に適用する場合のアルゴリズム構成について説明した。上記のメモリ削減方法を適用することにより、少ない記憶領域で５パス方式の公開鍵認証方式を実現することが可能になる。
【０２０８】
［５−５：適用例＃４（５パス方式の並列化構成への適用）（図２０、図２１）］
次に、図２１及び図２２を参照しながら、本実施形態に係るメモリ削減方法を５パスの並列化構成（図７を参照）に適用する場合のアルゴリズム構成について説明する。ここでは、図７に示した５パス方式の並列化アルゴリズムに本実施形態に係るメモリ削減方法を適用する場合のアルゴリズム構成について考える。
【０２０９】
（ハッシュ値ＣｍｔＡの生成方法）
まず、図２１を参照する。図２１に示すように、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値ＣｍｔＡの生成を開始し、ｉ＝１〜Ｎについて、ステップＳ２３１〜Ｓ２３６の処理を繰り返し実行する。ステップＳ２３１において、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ０ｉ，ｓｅｅｄｔ０ｉ）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｒ０ｉ）を算出し、その後でｒ０ｉを記憶する（Ｓ２３１）。但し、証明者アルゴリズムＰはi＝１の場合にｓｅｅｄｒ０１を記憶する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｔ０ｉ，ｓｅｅｄｅ０ｉ）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｔ０ｉ）を算出し、その後でｔ０ｉを記憶する（Ｓ２３２）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｅ０ｉ，ｓｅｅｄｒ０（ｉ＋１））＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｅ０ｉ）を算出し、その後でｅ０ｉを記憶する（Ｓ２３３）。
【０２１０】
次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｒ１ｉ＝ｓ−ｒ０ｉを算出し、その後でｒ１ｉを記憶する（Ｓ２３４）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ０ｉ＝Ｈ（ｒ０ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ）を算出し、その後でｃ０ｉを記憶し、ｒ０ｉを消去する（Ｓ２３５）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ１ｉ＝Ｈ（ｒ１ｉ，Ｇ（ｔ０ｉ，ｒ１ｉ）＋ｅ０ｉ）を算出し、その後でｃ１ｉを記憶し、ｒ１ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉを消去する（Ｓ２３６）。
【０２１１】
ｉ＝１〜Ｎについて、ステップＳ２３１〜Ｓ２３６の処理を実行した後、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値ＣｍｔＡ＝Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ）を算出し、その後でｃ０１，ｃ１１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎを消去する（Ｓ２３７）。ステップＳ２３７の処理を完了した後、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値ＣｍｔＡの生成に係る一連の処理を終了する。なお、この時点で証明者アルゴリズムＰは、中間変数（ｒ０ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｒ１ｉ，ｃ０ｉ，ｃ１ｉ）（ｉ＝１〜Ｎ）を保持していない。
【０２１２】
（ハッシュ値ＣｍｔＢの生成方法）
次に、図２２を参照する。図２２に示すように、証明者アルゴリズムＰは、コミットメント値ＣｍｔＢの生成を開始し、ｉ＝１〜Ｎについて、ステップＳ２４１〜Ｓ２４６の処理を繰り返し実行する。ステップＳ２４１において、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ０ｉ，ｓｅｅｄｔ０ｉ）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｒ０ｉ）を算出し、その後でｒ０ｉを記憶する（Ｓ２４１）。但し、証明者アルゴリズムＰはi＝１の場合にｓｅｅｄｒ０１を記憶する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｔ０ｉ，ｓｅｅｄｅ０ｉ）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｔ０ｉ）を算出し、その後でｔ０ｉを記憶する（Ｓ２４２）。
【０２１３】
次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｔ１ｉ＝ＣｈＡｉ＊ｒ０ｉ−ｔ０ｉを算出し、その後でｔ１ｉを記憶し、ｔ０ｉを消去する（Ｓ２４３）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｅ０ｉ，ｓｅｅｄｒ０（ｉ＋１））＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｅ０ｉ）を算出し、その後でｅ０ｉを記憶する（Ｓ２４４）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｅ１ｉ＝Ｆ（ｒ０ｉ）−ｅ０ｉを算出し、その後でｅ１ｉを記憶し、ｒ０ｉ，ｅ０ｉを消去する（Ｓ２４５）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、コミットメント値ＣｍｔＢ＝（ｔ１ｉ，ｅ１ｉ）を設定し、検証者アルゴリズムＶへと送り、その後でｔ１ｉ，ｅ１ｉを消去する（Ｓ２４６）。
【０２１４】
ｉ＝１〜Ｎについて、ステップＳ２４１〜Ｓ２４６の処理を実行した後、証明者アルゴリズムＰは、コミットメント値ＣｍｔＢの生成に係る一連の処理を終了する。なお、この時点で証明者アルゴリズムＰは、中間変数（ｒ０ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ）（ｉ＝１〜Ｎ）を保持していない。
【０２１５】
（返答Ｒｓｐｉの生成方法）
次に、図２３を参照する。なお、ｉ＝１〜Ｎについて、同様に返答Ｒｓｐｉの生成処理が実行される。図２３に示すように、証明者アルゴリズムＰは、チャレンジＣｈＢｉの値を判別する（Ｓ２５１）。ＣｈＢｉ＝０の場合、証明者アルゴリズムＰは、処理をステップＳ２５２に進める。ＣｈＢｉ＝１の場合、証明者アルゴリズムＰは、処理をステップＳ２５４に進める。
【０２１６】
処理をステップＳ２５２に進めた場合、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ０ｉ，ｃ１ｉ）を生成する（Ｓ２５２）。このとき、証明者アルゴリズムＰは、図２１に示したアルゴリズムのうち、必要なステップを実行して（ｒ０ｉ，ｃ１ｉ）を生成する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐｉ＝（ｒ０ｉ，ｃ１ｉ）を設定し（Ｓ２５３）、返答Ｒｓｐｉの生成に係る一連の処理を終了する。
【０２１７】
また、処理をステップＳ２５４に進めた場合、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ１ｉ，ｃ０ｉ）を生成する（Ｓ２５４）。このとき、証明者アルゴリズムＰは、図２１に示したアルゴリズムのうち、必要なステップを実行して（ｒ１ｉ，ｃ０ｉ）を生成する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、返答Ｒｓｐｉ＝（ｒ１ｉ，ｃ０ｉ）を設定し（Ｓ２５５）、返答Ｒｓｐｉの生成に係る一連の処理を終了する。
【０２１８】
以上、本実施形態に係るメモリ削減方法を５パス方式の並列化構成に適用する場合のアルゴリズム構成について説明した。上記のメモリ削減方法を適用することにより、少ない記憶領域で５パス方式の並列化された公開鍵認証方式を実現することが可能になる。
【０２１９】
（メモリ削減効果について）
仮に、（ｑ，ｎ，ｍ，Ｎ）＝（２，８０，８０，９０）とし、ｃｉが１６０ビットで表せるとする場合、上記のメモリ削減方法を適用しないと、７２０００ビット分以上の記憶領域が必要になる。しかし、上記のメモリ削減方法を適用した場合、ｃｉ及びｓｅｅｄ・が１６０ビットで表せるならば、アルゴリズムの実行に要する記憶領域は、２９６００ビット以下にまで削減される。つまり、上記のメモリ削減方法を適用することにより、必要な記憶領域のサイズが半分以下で済むようになる。
【０２２０】
［５−６：適用例＃５（電子署名方式への適用）］
次に、本実施形態に係るメモリ削減方法を電子署名方式（図８及び図９を参照）に適用する場合のアルゴリズム構成について述べる。図８及び図９に示した通り、上記の電子署名方式は、３パス方式や５パス方式の並列化アルゴリズムから得られる。そのため、署名生成アルゴリズムＳｉｇが実行する処理には、ＣｍｔやＲｓｐｉの生成処理が含まれる。そこで、これらの処理に上記のメモリ削減方法を適用することで、一度に保持すべき中間変数の最大量が低減するため、少ない記憶領域で上記の電子署名方式に係るアルゴリズムを実行することが可能になる。
【０２２１】
［５−７：変形例Ａ（ハッシュ関数の構造を考慮した構成）（図２４）］
ところで、上記の各アルゴリズムにおいては、ハッシュ値Ｃｍｔ又はＣｍｔＡを算出するために記憶領域にメッセージの値を保持していた。例えば、図１５の例ではメッセージｃ０ｉ，ｃ１ｉ，ｃ２ｉ（ｉ＝１〜Ｎ）が記憶領域に保持されている。同様に、図２１の例ではメッセージｃ０ｉ，ｃ１ｉ（ｉ＝１〜Ｎ）が記憶領域に保持されている。しかしながら、メッセージの値を全て記憶領域に格納しておくことは、記憶領域のサイズを節約するという観点からは好ましくない。そこで、本件発明者は、ハッシュ関数の構造に注目し、メッセージの値を全て記憶領域に格納しておくことなく、ハッシュ値Ｃｍｔ又はＣｍｔＡを算出する方法を考案した。
【０２２２】
多くの場合、ハッシュ関数は、入力をブロック単位に区切り、ブロック単位で順次処理を進める構造を有している。例えば、ＳＨＡ−１の場合、ハッシュ関数は、図２４に示すような構造を有している。図２４に示すハッシュ関数は、入力ＭをＺ個のブロックｍ１，…，ｍＺに区切り、インデックスｊをインクリメントしながら、ブロックｍｊを初期値ＩＶ又は中間値ＣＶｊと共に所定の関数ＣＦに作用させてハッシュ値を生成する。従って、中間値ＣＶｊが得られた時点で、それ以前に利用したブロックは不要になる。そこで、この特性を利用し、アルゴリズムの実行に必要な記憶領域のサイズを更に削減する仕組みを考案した。以下、この仕組みについて具体的に説明する。
【０２２３】
（５−７−１：変形例Ａ１（３パス方式への適用）（図２５、図２６））
まず、図２５及び図２６を参照する。図２５及び図２６は、図１５に示したアルゴリズムを改良した構成（ハッシュ関数の構造を考慮したアルゴリズム）を示したものである。
【０２２４】
図２５に示すように、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値Ｃｍｔの生成を開始し、ｉ＝１〜Ｎについて、ステップＳ３０１〜Ｓ３１０の処理を繰り返し実行する。ステップＳ３０１において、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ０ｉ，ｓｅｅｄｔ０ｉ）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｒ０ｉ）を算出し、その後でｒ０ｉを記憶する（Ｓ３０１）。但し、証明者アルゴリズムＰは、ｉ＝１の場合にｓｅｅｄｒ０１を記憶する。
【０２２５】
次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｔ０ｉ，ｓｅｅｄｅ０ｉ）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｔ０ｉ）を算出し、その後でｔ０ｉを記憶する（Ｓ３０２）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｅ０ｉ，ｓｅｅｄｒ０（ｉ＋１））＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｅ０ｉ）を算出し、その後でｅ０ｉを記憶する（Ｓ３０３）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｒ１ｉ＝ｓ−ｒ０ｉを算出し、その後でｒ１ｉを記憶する（Ｓ３０４）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｔ１ｉ＝ｒ０ｉ−ｔ０ｉを算出し、その後でｔ１ｉを記憶する（Ｓ３０５）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｅ１ｉ＝Ｆ（ｒ０ｉ）−ｅ０ｉを算出し、その後でｅ１ｉを記憶し、ｒ０ｉを消去する（Ｓ３０６）。
【０２２６】
次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ２ｉ＝Ｈ（ｔ１ｉ，ｅ１ｉ）を算出し、その後でｃ２ｉを記憶し、ｔ１ｉ及びｅ１ｉを消去する（Ｓ３０７）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ０ｉ＝Ｈ（ｒ１ｉ，Ｇ（ｔ０ｉ，ｒ１ｉ））＋ｅ０ｉを算出し、その後でｃ０ｉを記憶し、ｒ１ｉを消去する（Ｓ３０８）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ１ｉ＝Ｈ（ｔ０ｉ，ｅ０ｉ）を算出し、その後でｃ１ｉを記憶し、ｔ０ｉ及びｅ０ｉを消去する（Ｓ３０９）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値Ｃｍｔ＝Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，ｃ２１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ，ｃ２Ｎ）の算出に係る計算を実行する（Ｓ３１０：詳細は後述）。
【０２２７】
ｉ＝１〜Ｎについて、ステップＳ３０１〜Ｓ３１０の処理を実行した後、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値Ｃｍｔの生成に係る一連の処理を終了する。なお、この時点で証明者アルゴリズムＰは、中間変数（ｒ０ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｒ１ｉ，ｔ１ｉ，ｅ１ｉ，ｃ０ｉ，ｃ１ｉ，ｃ２ｉ）（ｉ＝１〜Ｎ）を保持していない。
【０２２８】
（ステップＳ３１０の処理について）
ここで、図２６を参照しながら、ステップＳ３１０の処理について詳細に説明する。
【０２２９】
図２６に示すように、ステップＳ３１０において、証明者アルゴリズムＰは、既に記憶領域に保持しているメッセージ…，ｃ０ｉ，ｃ１ｉ，ｃ２ｉの合計サイズがハッシュ関数のブロック単位以上であるか否かを判定する（Ｓ３１１）。保持しているメッセージの合計サイズがブロック単位以上の場合、証明者アルゴリズムＰは、処理をステップＳ３１２に進める。一方、保持しているメッセージの合計サイズがブロック単位より小さい場合、証明者アルゴリズムＰは、処理をステップＳ３１３に進める。
【０２３０】
処理をステップＳ３１２に進めた場合、証明者アルゴリズムＰは、記憶領域に保持しているメッセージ…，ｃ０ｉ，ｃ１ｉ，ｃ２ｉと、ＩＶ又は中間値ＣＶｊを利用して次の中間値ＣＶｊ＋１を生成して記憶領域に格納し、その後でメッセージ…，ｃ０ｉ，ｃ１ｉ，ｃ２ｉ及び中間値ＣＶｊを消去する（Ｓ３１２）。一方、処理をステップＳ３１３に進めた場合、証明者アルゴリズムＰは、メッセージｃ０ｉ，ｃ１ｉ，ｃ２ｉを記憶領域に格納する（Ｓ３１３）。ステップＳ３１２又はＳ３１３の処理を実行した後、証明者アルゴリズムＰは、ステップＳ３１０の処理を終了する。
【０２３１】
以上、ハッシュ関数の構造を考慮した３パス方式のアルゴリズムについて説明した。この構成を適用すると、（ｑ，ｎ，ｍ，Ｎ）＝（２，８０，８０，１４０）とし、ｃｉ及びｓｅｅｄ・が１６０ビットで表せ、かつ、ハッシュ関数のブロック単位が５１２ビットの場合、アルゴリズムの実行に要する記憶領域は、１９５２ビット以下まで削減される。
【０２３２】
（５−７−２：変形例Ａ２（５パス方式への適用）（図２７、図２８））
次に、図２７及び図２８を参照する。図２７及び図２８は、図２１に示したアルゴリズムを改良した構成（ハッシュ関数の構造を考慮したアルゴリズム）を示したものである。
【０２３３】
図２７に示すように、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値ＣｍｔＡの生成を開始し、ｉ＝１〜Ｎについて、ステップＳ４０１〜Ｓ４０７の処理を繰り返し実行する。ステップＳ４０１において、証明者アルゴリズムＰは、（ｒ０ｉ，ｓｅｅｄｔ０ｉ）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｒ０ｉ）を算出し、その後でｒ０ｉを記憶する（Ｓ４０１）。但し、証明者アルゴリズムＰはi＝１の場合にｓｅｅｄｒ０１を記憶する。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｔ０ｉ，ｓｅｅｄｅ０ｉ）＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｔ０ｉ）を算出し、その後でｔ０ｉを記憶する（Ｓ４０２）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、（ｅ０ｉ，ｓｅｅｄｒ０（ｉ＋１））＝ＰＲＮＧ（ｓｅｅｄｅ０ｉ）を算出し、その後でｅ０ｉを記憶する（Ｓ４０３）。
【０２３４】
次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｒ１ｉ＝ｓ−ｒ０ｉを算出し、その後でｒ１ｉを記憶する（Ｓ４０４）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ０ｉ＝Ｈ（ｒ０ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ）を算出し、その後でｃ０ｉを記憶し、ｒ０ｉを消去する（Ｓ４０５）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ｃ１ｉ＝Ｈ（ｒ１ｉ，Ｇ（ｔ０ｉ，ｒ１ｉ）＋ｅ０ｉ）を算出し、その後でｃ１ｉを記憶し、ｒ１ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉを消去する（Ｓ４０６）。次いで、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値ＣｍｔＡ＝Ｈ（ｃ０１，ｃ１１，…，ｃ０Ｎ，ｃ１Ｎ）の算出に係る計算を実行する（Ｓ４０７：詳細は後述）。
【０２３５】
ｉ＝１〜Ｎについて、ステップＳ４０１〜Ｓ４０７の処理を実行した後、証明者アルゴリズムＰは、ハッシュ値ＣｍｔＡの生成に係る一連の処理を終了する。なお、この時点で証明者アルゴリズムＰは、中間変数（ｒ０ｉ，ｔ０ｉ，ｅ０ｉ，ｒ１ｉ，ｃ０ｉ，ｃ１ｉ）（ｉ＝１〜Ｎ）を保持していない。
【０２３６】
（ステップＳ４０７の処理について）
ここで、図２８を参照しながら、ステップＳ４０７の処理について詳細に説明する。
【０２３７】
図２８に示すように、ステップＳ４０７において、証明者アルゴリズムＰは、既に記憶領域に保持しているメッセージ…，ｃ０ｉ，ｃ１ｉの合計サイズがハッシュ関数のブロック単位以上であるか否かを判定する（Ｓ４１１）。保持しているメッセージの合計サイズがブロック単位以上の場合、証明者アルゴリズムＰは、処理をステップＳ４１２に進める。一方、保持しているメッセージの合計サイズがブロック単位より小さい場合、証明者アルゴリズムＰは、処理をステップＳ４１３に進める。
【０２３８】
処理をステップＳ４１２に進めた場合、証明者アルゴリズムＰは、記憶領域に保持しているメッセージ…，ｃ０ｉ，ｃ１ｉと、ＩＶ又は中間値ＣＶｊを利用して次の中間値ＣＶｊ＋１を生成して記憶領域に格納し、その後でメッセージ…，ｃ０ｉ，ｃ１ｉ及び中間値ＣＶｊを消去する（Ｓ４１２）。一方、処理をステップＳ４１３に進めた場合、証明者アルゴリズムＰは、メッセージｃ０ｉ，ｃ１ｉを記憶領域に格納する（Ｓ４１３）。ステップＳ４１２又はＳ４１３の処理を実行した後、証明者アルゴリズムＰは、ステップＳ４０７の処理を終了する。
【０２３９】
以上、ハッシュ関数の構造を考慮した５パス方式のアルゴリズムについて説明した。この構成を適用すると、（ｑ，ｎ，ｍ，Ｎ）＝（２，８０，８０，９０）とし、ｃｉ及びｓｅｅｄ・が１６０ビットで表せ、かつ、ハッシュ関数のブロック単位が５１２ビットの場合、アルゴリズムの実行に要する記憶領域は、１７１２ビット以下まで削減される。
【０２４０】
［５−８：変形例Ｂ（シードの決め方）］
これまで、一つのシードから全ての乱数が生成される構成を念頭に置いて説明を進めてきたが、上記の各アルゴリズムは、このような構成に限定されるものではない。つまり、複数のシードから乱数が生成されるように構成することも可能である。例えば、下記の式（１３）〜式（１５）に示すように、１つのシードに対し、事前に取り決めた値を作用させ、任意の変数にランダムアクセスすることができるように構成してもよい。この例では、シードｓｅｅｄ、テキスト“ｒ”，“ｔ”，“ｅ”、インデックスｉを組み合わせている。この例のように、一つのシードｓｅｅｄから任意の変数へとランダムアクセスできるようにすることで、必要な中間変数を直ちに取得することが可能になり、演算速度の向上が期待できる。
【０２４１】
【数１１】
【０２４２】
以上、中間変数の効率的な管理方法について説明した。上記の方法を適用することで、アルゴリズムの実行に要する記憶領域のサイズを削減することが可能になる。
【０２４３】
＜６：ハードウェア構成例（図２９）＞
上記の各アルゴリズムは、例えば、図２９に示す情報処理装置のハードウェア構成を用いて実行することが可能である。つまり、当該各アルゴリズムの処理は、コンピュータプログラムを用いて図２９に示すハードウェアを制御することにより実現される。なお、このハードウェアの形態は任意であり、例えば、パーソナルコンピュータ、携帯電話、ＰＨＳ、ＰＤＡ等の携帯情報端末、ゲーム機、接触式又は非接触式のＩＣチップ、接触式又は非接触式のＩＣカード、又は種々の情報家電がこれに含まれる。但し、上記のＰＨＳは、Ｐｅｒｓｏｎａｌ Ｈａｎｄｙ−ｐｈｏｎｅ Ｓｙｓｔｅｍの略である。また、上記のＰＤＡは、Ｐｅｒｓｏｎａｌ Ｄｉｇｉｔａｌ Ａｓｓｉｓｔａｎｔの略である。
【０２４４】
図２９に示すように、このハードウェアは、主に、ＣＰＵ９０２と、ＲＯＭ９０４と、ＲＡＭ９０６と、ホストバス９０８と、ブリッジ９１０と、を有する。さらに、このハードウェアは、外部バス９１２と、インターフェース９１４と、入力部９１６と、出力部９１８と、記憶部９２０と、ドライブ９２２と、接続ポート９２４と、通信部９２６と、を有する。但し、上記のＣＰＵは、Ｃｅｎｔｒａｌ Ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ Ｕｎｉｔの略である。また、上記のＲＯＭは、Ｒｅａｄ Ｏｎｌｙ Ｍｅｍｏｒｙの略である。そして、上記のＲＡＭは、Ｒａｎｄｏｍ Ａｃｃｅｓｓ Ｍｅｍｏｒｙの略である。
【０２４５】
ＣＰＵ９０２は、例えば、演算処理装置又は制御装置として機能し、ＲＯＭ９０４、ＲＡＭ９０６、記憶部９２０、又はリムーバブル記録媒体９２８に記録された各種プログラムに基づいて各構成要素の動作全般又はその一部を制御する。ＲＯＭ９０４は、ＣＰＵ９０２に読み込まれるプログラムや演算に用いるデータ等を格納する手段である。ＲＡＭ９０６には、例えば、ＣＰＵ９０２に読み込まれるプログラムや、そのプログラムを実行する際に適宜変化する各種パラメータ等が一時的又は永続的に格納される。
【０２４６】
これらの構成要素は、例えば、高速なデータ伝送が可能なホストバス９０８を介して相互に接続される。一方、ホストバス９０８は、例えば、ブリッジ９１０を介して比較的データ伝送速度が低速な外部バス９１２に接続される。また、入力部９１６としては、例えば、マウス、キーボード、タッチパネル、ボタン、スイッチ、及びレバー等が用いられる。さらに、入力部９１６としては、赤外線やその他の電波を利用して制御信号を送信することが可能なリモートコントローラ（以下、リモコン）が用いられることもある。
【０２４７】
出力部９１８としては、例えば、ＣＲＴ、ＬＣＤ、ＰＤＰ、又はＥＬＤ等のディスプレイ装置、スピーカ、ヘッドホン等のオーディオ出力装置、プリンタ、携帯電話、又はファクシミリ等、取得した情報を利用者に対して視覚的又は聴覚的に通知することが可能な装置である。但し、上記のＣＲＴは、Ｃａｔｈｏｄｅ Ｒａｙ Ｔｕｂｅの略である。また、上記のＬＣＤは、Ｌｉｑｕｉｄ Ｃｒｙｓｔａｌ Ｄｉｓｐｌａｙの略である。そして、上記のＰＤＰは、Ｐｌａｓｍａ ＤｉｓｐｌａｙＰａｎｅｌの略である。さらに、上記のＥＬＤは、Ｅｌｅｃｔｒｏ−Ｌｕｍｉｎｅｓｃｅｎｃｅ Ｄｉｓｐｌａｙの略である。
【０２４８】
記憶部９２０は、各種のデータを格納するための装置である。記憶部９２０としては、例えば、ハードディスクドライブ（ＨＤＤ）等の磁気記憶デバイス、半導体記憶デバイス、光記憶デバイス、又は光磁気記憶デバイス等が用いられる。但し、上記のＨＤＤは、Ｈａｒｄ Ｄｉｓｋ Ｄｒｉｖｅの略である。
【０２４９】
ドライブ９２２は、例えば、磁気ディスク、光ディスク、光磁気ディスク、又は半導体メモリ等のリムーバブル記録媒体９２８に記録された情報を読み出し、又はリムーバブル記録媒体９２８に情報を書き込む装置である。リムーバブル記録媒体９２８は、例えば、ＤＶＤメディア、Ｂｌｕ−ｒａｙメディア、ＨＤ ＤＶＤメディア、各種の半導体記憶メディア等である。もちろん、リムーバブル記録媒体９２８は、例えば、非接触型ＩＣチップを搭載したＩＣカード、又は電子機器等であってもよい。但し、上記のＩＣは、Ｉｎｔｅｇｒａｔｅｄ Ｃｉｒｃｕｉｔの略である。
【０２５０】
接続ポート９２４は、例えば、ＵＳＢポート、ＩＥＥＥ１３９４ポート、ＳＣＳＩ、ＲＳ−２３２Ｃポート、又は光オーディオ端子等のような外部接続機器９３０を接続するためのポートである。外部接続機器９３０は、例えば、プリンタ、携帯音楽プレーヤ、デジタルカメラ、デジタルビデオカメラ、又はＩＣレコーダ等である。但し、上記のＵＳＢは、Ｕｎｉｖｅｒｓａｌ Ｓｅｒｉａｌ Ｂｕｓの略である。また、上記のＳＣＳＩは、Ｓｍａｌｌ Ｃｏｍｐｕｔｅｒ Ｓｙｓｔｅｍ Ｉｎｔｅｒｆａｃｅの略である。
【０２５１】
通信部９２６は、ネットワーク９３２に接続するための通信デバイスであり、例えば、有線又は無線ＬＡＮ、Ｂｌｕｅｔｏｏｔｈ（登録商標）、又はＷＵＳＢ用の通信カード、光通信用のルータ、ＡＤＳＬ用のルータ、又は接触又は非接触通信用のデバイス等である。また、通信部９２６に接続されるネットワーク９３２は、有線又は無線により接続されたネットワークにより構成され、例えば、インターネット、家庭内ＬＡＮ、赤外線通信、可視光通信、放送、又は衛星通信等である。但し、上記のＬＡＮは、Ｌｏｃａｌ Ａｒｅａ Ｎｅｔｗｏｒｋの略である。また、上記のＷＵＳＢは、Ｗｉｒｅｌｅｓｓ ＵＳＢの略である。そして、上記のＡＤＳＬは、Ａｓｙｍｍｅｔｒｉｃ Ｄｉｇｉｔａｌ Ｓｕｂｓｃｒｉｂｅｒ Ｌｉｎｅの略である。
【０２５２】
＜７：まとめ＞
最後に、本技術の実施形態に係る技術内容について簡単に纏める。ここで述べる技術内容は、例えば、ＰＣ、携帯電話、ゲーム機、情報端末、情報家電、カーナビゲーションシステム等、種々の情報処理装置に対して適用することができる。なお、以下で述べる情報処理装置の機能は、１台の情報処理装置を利用して実現することも可能であるし、複数台の情報処理装置を利用して実現することも可能である。また、以下で述べる情報処理装置が処理を実行する際に用いるデータ記憶手段及び演算処理手段は、当該情報処理装置に設けられたものであってもよいし、ネットワークを介して接続された機器に設けられたものであってもよい。
【０２５３】
上記の情報処理装置の機能構成は以下のように表現される。例えば、下記（１）に記載の情報処理装置は、多次多変数連立方程式の求解困難性に安全性の根拠を置く効率的な公開鍵認証方式又は電子署名方式のアルゴリズムを実行する機能を有する。
【０２５４】
（１）
シードから乱数の組を発生させる乱数生成部と、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するメッセージ生成部と、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するメッセージ提供部と、
ｋ通り（ｋ≧３）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供する回答提供部と、
を備え、
前記ベクトルｓは秘密鍵であり、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、
前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、
前記メッセージは、前記公開鍵及び前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、
前記メッセージ生成部は、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、
情報処理装置。
【０２５５】
（２）
前記回答提供部は、前記記憶装置に格納されたシードを利用し、前記回答情報として用いる前記乱数又は前記中間変数を再生成する、
上記（１）に記載の情報処理装置。
【０２５６】
（３）
前記メッセージ生成部は、Ｎ回分（Ｎ≧２）のメッセージを生成し、
前記メッセージ提供部は、Ｎ回分の前記メッセージを１回の対話で前記検証者に提供し、
前記回答提供部は、Ｎ回分の前記メッセージのそれぞれについて前記検証者が選択した検証パターンに対応するＮ回分の前記回答情報を１回の対話で前記検証者に提供する、
上記（１）又は（２）に記載の情報処理装置。
【０２５７】
（４）
前記メッセージ生成部は、前記Ｎ回分のメッセージから１つのハッシュ値を生成し、
前記メッセージ提供部は、前記Ｎ回分のメッセージに代えて前記ハッシュ値を前記検証者に提供する、
上記（３）に記載の情報処理装置。
【０２５８】
（５）
前記メッセージ生成部は、生成した前記メッセージを記憶装置に格納し、前記記憶装置に格納したメッセージの合計サイズがハッシュ関数のブロック単位より大きい場合に、当該記憶装置に格納したメッセージを利用して、当該ハッシュ関数が前記ハッシュ値の計算途中で算出する中間値を算出し、前記記憶装置に格納したメッセージを消去する処理を逐次実行して前記ハッシュ値を算出する、
上記（４）に記載の情報処理装置。
【０２５９】
（６）
シードから乱数の組を発生させる乱数生成部と、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するメッセージ生成部と、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するメッセージ提供部と、
前記検証者がランダムに選択した第１の情報及び前記メッセージを生成する際に得られる第２の情報を用いて第３の情報を生成する中間情報生成部と、
前記検証者に前記第３の情報を提供する中間情報提供部と、
ｋ通り（ｋ≧２）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供する回答提供部と、
を備え、
前記ベクトルｓは秘密鍵であり、
前記２次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、
前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、
前記メッセージは、前記公開鍵、前記第１の情報、前記第３の情報、前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、
前記メッセージ生成部は、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、
情報処理装置。
【０２６０】
（７）
前記中間情報生成部は、前記記憶装置に格納されたシードを利用して、前記第３の情報を生成する際に用いる前記乱数又は前記中間変数を再生成する、
上記（６）に記載の情報処理装置。
【０２６１】
（８）
前記中間情報生成部は、前記第３の情報の生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、
上記（７）に記載の情報処理装置。
【０２６２】
（９）
前記回答提供部は、前記記憶装置に格納されたシードを利用し、前記回答情報として用いる前記乱数又は前記中間変数を再生成する、
上記（６）〜（８）のいずれか１項に記載の情報処理装置。
【０２６３】
（１０）
前記メッセージ生成部は、Ｎ回分（Ｎ≧２）のメッセージを生成し、
前記メッセージ提供部は、Ｎ回分の前記メッセージを１回の対話で前記検証者に提供し、
前記中間情報生成部は、Ｎ回分の前記メッセージのそれぞれについて前記検証者が選択した前記第１の情報及び前記メッセージを生成する際に得られるＮ回分の前記第２の情報を用いてＮ回分の前記第３の情報を生成し、
前記中間情報提供部は、Ｎ回分の前記第３の情報を１回の対話で検証者に提供し、
前記回答提供部は、Ｎ回分の前記メッセージのそれぞれについて前記検証者が選択した検証パターンに対応するＮ回分の前記回答情報を１回の対話で前記検証者に提供する、
上記（６）〜（９）のいずれか１項に記載の情報処理装置。
【０２６４】
（１１）
前記メッセージ生成部は、前記Ｎ回分のメッセージから１つのハッシュ値を生成し、
前記メッセージ提供部は、前記Ｎ回分のメッセージに代えて前記ハッシュ値を前記検証者に提供する、
上記（１０）に記載の情報処理装置。
【０２６５】
（１２）
前記メッセージ生成部は、生成した前記メッセージを記憶装置に格納し、前記記憶装置に格納したメッセージの合計サイズがハッシュ関数のブロック単位より大きい場合に、当該記憶装置に格納したメッセージを利用して、当該ハッシュ関数が前記ハッシュ値の計算途中で算出する中間値を算出し、前記記憶装置に格納したメッセージを消去する処理を逐次実行して前記ハッシュ値を算出する、
上記（１１）に記載の情報処理装置。
【０２６６】
（１３）
シードから乱数の組を発生させる乱数生成部と、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及び署名鍵ｓ∈Ｋｎを用いて文書Ｍに対する電子署名を生成する署名生成部と、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者へと前記電子署名を提供する署名提供部と、
を備え、
前記署名生成部は、記憶装置に前記シードを格納し、前記電子署名の生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、
署名生成装置。
【０２６７】
（１４）
シードから乱数の組を発生させるステップと、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するステップと、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するステップと、
ｋ通り（ｋ≧３）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供するステップと、
を含み、
前記ベクトルｓは秘密鍵であり、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、
前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、
前記メッセージは、前記公開鍵及び前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、
前記生成するステップでは、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する処理が実行される、
情報処理方法。
【０２６８】
（１５）
シードから乱数の組を発生させるステップと、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するステップと、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するステップと、
前記検証者がランダムに選択した第１の情報及び前記メッセージを生成する際に得られる第２の情報を用いて第３の情報を生成するステップと、
前記検証者に前記第３の情報を提供するステップと、
ｋ通り（ｋ≧２）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供するステップと、
を含み、
前記ベクトルｓは秘密鍵であり、
前記２次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、
前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、
前記メッセージは、前記公開鍵、前記第１の情報、前記第３の情報、前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、
前記メッセージを生成するステップでは、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する処理が実行される、
情報処理方法。
【０２６９】
（１６）
シードから乱数の組を発生させるステップと、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及び署名鍵ｓ∈Ｋｎを用いて文書Ｍに対する電子署名を生成するステップと、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者へと前記電子署名を提供するステップと、
を含み、
前記生成するステップでは、記憶装置に前記シードを格納し、前記電子署名の生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する処理が実行される、
署名生成方法。
【０２７０】
（１７）
シードから乱数の組を発生させる乱数生成機能と、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するメッセージ生成機能と、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するメッセージ提供機能と、
ｋ通り（ｋ≧３）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供する回答提供機能と、
をコンピュータに実現させるためのプログラムであり、
前記ベクトルｓは秘密鍵であり、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、
前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、
前記メッセージは、前記公開鍵及び前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、
前記メッセージ生成機能は、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、
プログラム。
【０２７１】
（１８）
シードから乱数の組を発生させる乱数生成機能と、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するメッセージ生成機能と、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するメッセージ提供機能と、
前記検証者がランダムに選択した第１の情報及び前記メッセージを生成する際に得られる第２の情報を用いて第３の情報を生成する中間情報生成機能と、
前記検証者に前記第３の情報を提供する中間情報提供機能と、
ｋ通り（ｋ≧２）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供する回答提供機能と、
をコンピュータに実現させるためのプログラムであり、
前記ベクトルｓは秘密鍵であり、
前記２次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、
前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、
前記メッセージは、前記公開鍵、前記第１の情報、前記第３の情報、前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、
前記メッセージ生成機能は、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、
プログラム。
【０２７２】
（１９）
シードから乱数の組を発生させる乱数生成機能と、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及び署名鍵ｓ∈Ｋｎを用いて文書Ｍに対する電子署名を生成する署名生成機能と、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者へと前記電子署名を提供する署名提供機能と、
をコンピュータに実現させるためのプログラムであり、
前記署名生成機能は、記憶装置に前記シードを格納し、前記電子署名の生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、
プログラム。
【０２７３】
（２０）
上記の（１７）〜（１９）のいずれか１項に記載のプログラムが記録された、コンピュータにより読み取り可能な記録媒体。
【０２７４】
（備考）
上記の証明者アルゴリズムＰは、乱数生成部、メッセージ生成部、メッセージ提供部、回答提供部、中間情報生成部、中間情報提供部の一例である。また、上記の署名生成アルゴリズムＳｉｇは、乱数生成部、署名生成部、署名提供部の一例である。
【０２７５】
以上、添付図面を参照しながら本技術の好適な実施形態について説明したが、本技術は係る例に限定されないことは言うまでもない。当業者であれば、特許請求の範囲に記載された範疇内において、各種の変更例または修正例に想到し得ることは明らかであり、それらについても当然に本技術の技術的範囲に属するものと了解される。
【０２７６】
上記の説明において、ハッシュ関数Ｈを用いるアルゴリズムを紹介したが、ハッシュ関数Ｈの代わりにコミットメント関数ＣＯＭを用いてもよい。コミットメント関数ＣＯＭは、文字列Ｓ及び乱数ρを引数にとる関数である。コミットメント関数の例としては、Ｓｈａｉ ＨａｌｅｖｉとＳｉｌｖｉｏ Ｍｉｃａｌｉによって国際会議ＣＲＹＰＴＯ１９９６で発表された方式などがある。
【符号の説明】
【０２７７】
Ｇｅｎ 鍵生成アルゴリズム
Ｐ 証明者アルゴリズム
Ｖ 検証者アルゴリズム
Ｓｉｇ 署名生成アルゴリズム
Ｖｅｒ 署名検証アルゴリズム
【特許請求の範囲】
【請求項１】
シードから乱数の組を発生させる乱数生成部と、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するメッセージ生成部と、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するメッセージ提供部と、
ｋ通り（ｋ≧３）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供する回答提供部と、
を備え、
前記ベクトルｓは秘密鍵であり、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、
前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、
前記メッセージは、前記公開鍵及び前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、
前記メッセージ生成部は、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、
情報処理装置。
【請求項２】
前記回答提供部は、前記記憶装置に格納されたシードを利用し、前記回答情報として用いる前記乱数又は前記中間変数を再生成する、
請求項１に記載の情報処理装置。
【請求項３】
前記メッセージ生成部は、Ｎ回分（Ｎ≧２）のメッセージを生成し、
前記メッセージ提供部は、Ｎ回分の前記メッセージを１回の対話で前記検証者に提供し、
前記回答提供部は、Ｎ回分の前記メッセージのそれぞれについて前記検証者が選択した検証パターンに対応するＮ回分の前記回答情報を１回の対話で前記検証者に提供する、
請求項１に記載の情報処理装置。
【請求項４】
前記メッセージ生成部は、前記Ｎ回分のメッセージから１つのハッシュ値を生成し、
前記メッセージ提供部は、前記Ｎ回分のメッセージに代えて前記ハッシュ値を前記検証者に提供する、
請求項３に記載の情報処理装置。
【請求項５】
前記メッセージ生成部は、生成した前記メッセージを記憶装置に格納し、前記記憶装置に格納したメッセージの合計サイズがハッシュ関数のブロック単位より大きい場合に、当該記憶装置に格納したメッセージを利用して、当該ハッシュ関数が前記ハッシュ値の計算途中で算出する中間値を算出し、前記記憶装置に格納したメッセージを消去する処理を逐次実行して前記ハッシュ値を算出する、
請求項４に記載の情報処理装置。
【請求項６】
シードから乱数の組を発生させる乱数生成部と、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するメッセージ生成部と、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するメッセージ提供部と、
前記検証者がランダムに選択した第１の情報及び前記メッセージを生成する際に得られる第２の情報を用いて第３の情報を生成する中間情報生成部と、
前記検証者に前記第３の情報を提供する中間情報提供部と、
ｋ通り（ｋ≧２）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供する回答提供部と、
を備え、
前記ベクトルｓは秘密鍵であり、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、
前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、
前記メッセージは、前記公開鍵、前記第１の情報、前記第３の情報、前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、
前記メッセージ生成部は、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、
情報処理装置。
【請求項７】
前記中間情報生成部は、前記記憶装置に格納されたシードを利用して、前記第３の情報を生成する際に用いる前記乱数又は前記中間変数を再生成する、
請求項６に記載の情報処理装置。
【請求項８】
前記中間情報生成部は、前記第３の情報の生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、
請求項７に記載の情報処理装置。
【請求項９】
前記回答提供部は、前記記憶装置に格納されたシードを利用し、前記回答情報として用いる前記乱数又は前記中間変数を再生成する、
請求項６に記載の情報処理装置。
【請求項１０】
前記メッセージ生成部は、Ｎ回分（Ｎ≧２）のメッセージを生成し、
前記メッセージ提供部は、Ｎ回分の前記メッセージを１回の対話で前記検証者に提供し、
前記中間情報生成部は、Ｎ回分の前記メッセージのそれぞれについて前記検証者が選択した前記第１の情報及び前記メッセージを生成する際に得られるＮ回分の前記第２の情報を用いてＮ回分の前記第３の情報を生成し、
前記中間情報提供部は、Ｎ回分の前記第３の情報を１回の対話で検証者に提供し、
前記回答提供部は、Ｎ回分の前記メッセージのそれぞれについて前記検証者が選択した検証パターンに対応するＮ回分の前記回答情報を１回の対話で前記検証者に提供する、
請求項６に記載の情報処理装置。
【請求項１１】
前記メッセージ生成部は、前記Ｎ回分のメッセージから１つのハッシュ値を生成し、
前記メッセージ提供部は、前記Ｎ回分のメッセージに代えて前記ハッシュ値を前記検証者に提供する、
請求項１０に記載の情報処理装置。
【請求項１２】
前記メッセージ生成部は、生成した前記メッセージを記憶装置に格納し、前記記憶装置に格納したメッセージの合計サイズがハッシュ関数のブロック単位より大きい場合に、当該記憶装置に格納したメッセージを利用して、当該ハッシュ関数が前記ハッシュ値の計算途中で算出する中間値を算出し、前記記憶装置に格納したメッセージを消去する処理を逐次実行して前記ハッシュ値を算出する、
請求項１１に記載の情報処理装置。
【請求項１３】
シードから乱数の組を発生させる乱数生成部と、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及び署名鍵ｓ∈Ｋｎを用いて文書Ｍに対する電子署名を生成する署名生成部と、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者へと前記電子署名を提供する署名提供部と、
を備え、
前記署名生成部は、記憶装置に前記シードを格納し、前記電子署名の生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、
署名生成装置。
【請求項１４】
シードから乱数の組を発生させるステップと、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するステップと、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するステップと、
ｋ通り（ｋ≧３）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供するステップと、
を含み、
前記ベクトルｓは秘密鍵であり、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、
前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、
前記メッセージは、前記公開鍵及び前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、
前記生成するステップでは、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する処理が実行される、
情報処理方法。
【請求項１５】
シードから乱数の組を発生させるステップと、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するステップと、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するステップと、
前記検証者がランダムに選択した第１の情報及び前記メッセージを生成する際に得られる第２の情報を用いて第３の情報を生成するステップと、
前記検証者に前記第３の情報を提供するステップと、
ｋ通り（ｋ≧２）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供するステップと、
を含み、
前記ベクトルｓは秘密鍵であり、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、
前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、
前記メッセージは、前記公開鍵、前記第１の情報、前記第３の情報、前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、
前記メッセージを生成するステップでは、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する処理が実行される、
情報処理方法。
【請求項１６】
シードから乱数の組を発生させるステップと、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及び署名鍵ｓ∈Ｋｎを用いて文書Ｍに対する電子署名を生成するステップと、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者へと前記電子署名を提供するステップと、
を含み、
前記生成するステップでは、記憶装置に前記シードを格納し、前記電子署名の生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する処理が実行される、
署名生成方法。
【請求項１７】
シードから乱数の組を発生させる乱数生成機能と、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するメッセージ生成機能と、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するメッセージ提供機能と、
ｋ通り（ｋ≧３）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供する回答提供機能と、
をコンピュータに実現させるためのプログラムであり、
前記ベクトルｓは秘密鍵であり、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、
前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、
前記メッセージは、前記公開鍵及び前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、
前記メッセージ生成機能は、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、
プログラム。
【請求項１８】
シードから乱数の組を発生させる乱数生成機能と、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するメッセージ生成機能と、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するメッセージ提供機能と、
前記検証者がランダムに選択した第１の情報及び前記メッセージを生成する際に得られる第２の情報を用いて第３の情報を生成する中間情報生成機能と、
前記検証者に前記第３の情報を提供する中間情報提供機能と、
ｋ通り（ｋ≧２）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供する回答提供機能と、
をコンピュータに実現させるためのプログラムであり、
前記ベクトルｓは秘密鍵であり、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、
前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、
前記メッセージは、前記公開鍵、前記第１の情報、前記第３の情報、前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、
前記メッセージ生成機能は、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、
プログラム。
【請求項１９】
シードから乱数の組を発生させる乱数生成機能と、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及び署名鍵ｓ∈Ｋｎを用いて文書Ｍに対する電子署名を生成する署名生成機能と、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者へと前記電子署名を提供する署名提供機能と、
をコンピュータに実現させるためのプログラムであり、
前記署名生成機能は、記憶装置に前記シードを格納し、前記電子署名の生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、
プログラム。
【請求項１】
シードから乱数の組を発生させる乱数生成部と、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するメッセージ生成部と、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するメッセージ提供部と、
ｋ通り（ｋ≧３）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供する回答提供部と、
を備え、
前記ベクトルｓは秘密鍵であり、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、
前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、
前記メッセージは、前記公開鍵及び前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、
前記メッセージ生成部は、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、
情報処理装置。
【請求項２】
前記回答提供部は、前記記憶装置に格納されたシードを利用し、前記回答情報として用いる前記乱数又は前記中間変数を再生成する、
請求項１に記載の情報処理装置。
【請求項３】
前記メッセージ生成部は、Ｎ回分（Ｎ≧２）のメッセージを生成し、
前記メッセージ提供部は、Ｎ回分の前記メッセージを１回の対話で前記検証者に提供し、
前記回答提供部は、Ｎ回分の前記メッセージのそれぞれについて前記検証者が選択した検証パターンに対応するＮ回分の前記回答情報を１回の対話で前記検証者に提供する、
請求項１に記載の情報処理装置。
【請求項４】
前記メッセージ生成部は、前記Ｎ回分のメッセージから１つのハッシュ値を生成し、
前記メッセージ提供部は、前記Ｎ回分のメッセージに代えて前記ハッシュ値を前記検証者に提供する、
請求項３に記載の情報処理装置。
【請求項５】
前記メッセージ生成部は、生成した前記メッセージを記憶装置に格納し、前記記憶装置に格納したメッセージの合計サイズがハッシュ関数のブロック単位より大きい場合に、当該記憶装置に格納したメッセージを利用して、当該ハッシュ関数が前記ハッシュ値の計算途中で算出する中間値を算出し、前記記憶装置に格納したメッセージを消去する処理を逐次実行して前記ハッシュ値を算出する、
請求項４に記載の情報処理装置。
【請求項６】
シードから乱数の組を発生させる乱数生成部と、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するメッセージ生成部と、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するメッセージ提供部と、
前記検証者がランダムに選択した第１の情報及び前記メッセージを生成する際に得られる第２の情報を用いて第３の情報を生成する中間情報生成部と、
前記検証者に前記第３の情報を提供する中間情報提供部と、
ｋ通り（ｋ≧２）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供する回答提供部と、
を備え、
前記ベクトルｓは秘密鍵であり、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、
前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、
前記メッセージは、前記公開鍵、前記第１の情報、前記第３の情報、前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、
前記メッセージ生成部は、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、
情報処理装置。
【請求項７】
前記中間情報生成部は、前記記憶装置に格納されたシードを利用して、前記第３の情報を生成する際に用いる前記乱数又は前記中間変数を再生成する、
請求項６に記載の情報処理装置。
【請求項８】
前記中間情報生成部は、前記第３の情報の生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、
請求項７に記載の情報処理装置。
【請求項９】
前記回答提供部は、前記記憶装置に格納されたシードを利用し、前記回答情報として用いる前記乱数又は前記中間変数を再生成する、
請求項６に記載の情報処理装置。
【請求項１０】
前記メッセージ生成部は、Ｎ回分（Ｎ≧２）のメッセージを生成し、
前記メッセージ提供部は、Ｎ回分の前記メッセージを１回の対話で前記検証者に提供し、
前記中間情報生成部は、Ｎ回分の前記メッセージのそれぞれについて前記検証者が選択した前記第１の情報及び前記メッセージを生成する際に得られるＮ回分の前記第２の情報を用いてＮ回分の前記第３の情報を生成し、
前記中間情報提供部は、Ｎ回分の前記第３の情報を１回の対話で検証者に提供し、
前記回答提供部は、Ｎ回分の前記メッセージのそれぞれについて前記検証者が選択した検証パターンに対応するＮ回分の前記回答情報を１回の対話で前記検証者に提供する、
請求項６に記載の情報処理装置。
【請求項１１】
前記メッセージ生成部は、前記Ｎ回分のメッセージから１つのハッシュ値を生成し、
前記メッセージ提供部は、前記Ｎ回分のメッセージに代えて前記ハッシュ値を前記検証者に提供する、
請求項１０に記載の情報処理装置。
【請求項１２】
前記メッセージ生成部は、生成した前記メッセージを記憶装置に格納し、前記記憶装置に格納したメッセージの合計サイズがハッシュ関数のブロック単位より大きい場合に、当該記憶装置に格納したメッセージを利用して、当該ハッシュ関数が前記ハッシュ値の計算途中で算出する中間値を算出し、前記記憶装置に格納したメッセージを消去する処理を逐次実行して前記ハッシュ値を算出する、
請求項１１に記載の情報処理装置。
【請求項１３】
シードから乱数の組を発生させる乱数生成部と、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及び署名鍵ｓ∈Ｋｎを用いて文書Ｍに対する電子署名を生成する署名生成部と、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者へと前記電子署名を提供する署名提供部と、
を備え、
前記署名生成部は、記憶装置に前記シードを格納し、前記電子署名の生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、
署名生成装置。
【請求項１４】
シードから乱数の組を発生させるステップと、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するステップと、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するステップと、
ｋ通り（ｋ≧３）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供するステップと、
を含み、
前記ベクトルｓは秘密鍵であり、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、
前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、
前記メッセージは、前記公開鍵及び前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、
前記生成するステップでは、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する処理が実行される、
情報処理方法。
【請求項１５】
シードから乱数の組を発生させるステップと、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するステップと、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するステップと、
前記検証者がランダムに選択した第１の情報及び前記メッセージを生成する際に得られる第２の情報を用いて第３の情報を生成するステップと、
前記検証者に前記第３の情報を提供するステップと、
ｋ通り（ｋ≧２）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供するステップと、
を含み、
前記ベクトルｓは秘密鍵であり、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、
前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、
前記メッセージは、前記公開鍵、前記第１の情報、前記第３の情報、前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、
前記メッセージを生成するステップでは、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する処理が実行される、
情報処理方法。
【請求項１６】
シードから乱数の組を発生させるステップと、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及び署名鍵ｓ∈Ｋｎを用いて文書Ｍに対する電子署名を生成するステップと、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者へと前記電子署名を提供するステップと、
を含み、
前記生成するステップでは、記憶装置に前記シードを格納し、前記電子署名の生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する処理が実行される、
署名生成方法。
【請求項１７】
シードから乱数の組を発生させる乱数生成機能と、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するメッセージ生成機能と、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するメッセージ提供機能と、
ｋ通り（ｋ≧３）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供する回答提供機能と、
をコンピュータに実現させるためのプログラムであり、
前記ベクトルｓは秘密鍵であり、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、
前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、
前記メッセージは、前記公開鍵及び前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、
前記メッセージ生成機能は、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、
プログラム。
【請求項１８】
シードから乱数の組を発生させる乱数生成機能と、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及びベクトルｓ∈Ｋｎに基づいてメッセージを生成するメッセージ生成機能と、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｙ１，…，ｙｍ）＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者に前記メッセージを提供するメッセージ提供機能と、
前記検証者がランダムに選択した第１の情報及び前記メッセージを生成する際に得られる第２の情報を用いて第３の情報を生成する中間情報生成機能と、
前記検証者に前記第３の情報を提供する中間情報提供機能と、
ｋ通り（ｋ≧２）の検証パターンの中から前記検証者が選択した検証パターンに対応する回答情報を前記検証者に提供する回答提供機能と、
をコンピュータに実現させるためのプログラムであり、
前記ベクトルｓは秘密鍵であり、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及び前記ベクトルｙは公開鍵であり、
前記回答情報は、前記乱数の組及び前記メッセージの中から前記検証パターンに応じて選択される情報であり、
前記メッセージは、前記公開鍵、前記第１の情報、前記第３の情報、前記回答情報を利用して、当該回答情報に対応する検証パターン用に予め用意された演算を実行することで得られる情報であり、
前記メッセージ生成機能は、記憶装置に前記シードを格納し、前記メッセージの生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、
プログラム。
【請求項１９】
シードから乱数の組を発生させる乱数生成機能と、
環Ｋ上で定義される多次多変数多項式の組Ｆ＝（ｆ１，…，ｆｍ）、前記乱数の組、及び署名鍵ｓ∈Ｋｎを用いて文書Ｍに対する電子署名を生成する署名生成機能と、
前記多次多変数多項式の組Ｆ及びベクトルｙ＝（ｆ１（ｓ），…，ｆｍ（ｓ））を保持する検証者へと前記電子署名を提供する署名提供機能と、
をコンピュータに実現させるためのプログラムであり、
前記署名生成機能は、記憶装置に前記シードを格納し、前記電子署名の生成過程で不要になった前記乱数及び当該乱数から生成された中間変数を順次消去する、
プログラム。
【図１】
【図２】
【図３】
【図４】
【図５】
【図６】
【図７】
【図８】
【図９】
【図１０】
【図１１】
【図１２】
【図１３】
【図１４】
【図１５】
【図１６】
【図１７】
【図１８】
【図１９】
【図２０】
【図２１】
【図２２】
【図２３】
【図２４】
【図２５】
【図２６】
【図２７】
【図２８】
【図２９】
【図２】
【図３】
【図４】
【図５】
【図６】
【図７】
【図８】
【図９】
【図１０】
【図１１】
【図１２】
【図１３】
【図１４】
【図１５】
【図１６】
【図１７】
【図１８】
【図１９】
【図２０】
【図２１】
【図２２】
【図２３】
【図２４】
【図２５】
【図２６】
【図２７】
【図２８】
【図２９】
【公開番号】特開２０１３−４８３５０（Ｐ２０１３−４８３５０Ａ）
【公開日】平成２５年３月７日（２０１３．３．７）
【国際特許分類】
【出願番号】特願２０１１−１８５９４４（Ｐ２０１１−１８５９４４）
【出願日】平成２３年８月２９日（２０１１．８．２９）
【出願人】（０００００２１８５）ソニー株式会社 (34,172)
【Ｆターム（参考）】
【公開日】平成２５年３月７日（２０１３．３．７）
【国際特許分類】
【出願日】平成２３年８月２９日（２０１１．８．２９）
【出願人】（０００００２１８５）ソニー株式会社 (34,172)
【Ｆターム（参考）】
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