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認証プロトコルとその安全性定義IMP-PA IMP-AA IMP-CA 安全な認証プロトコルの構成チャレンジレスポンス型プロトコル ゼロ知識証明型プロトコルキャノニカルプロトコルとリセット補題 GQプロトコル シュノアプロトコル 岡本プロトコル 署名スキームへの変換フィアット・シャミア変換 フィアット・シャミア変換2シュノア署名 認証プロトコルとその安全性定義 認証プロトコルとは効率的な確率的アルゴリズムの3つ組(K, P, V)である： (pk, sk) ← K(1k) 0/1 ← (P(sk), V(pk)) ※ 0/1 は検証者Vが証明者Pを拒否したか受理したかを示す 完全性(completeness)条件として、 Pr[ (pk, sk) ← Gen(1k) (P(sk), V(pk)) = 1 ] = 1 を要求する。 IMP-PA 認証プロトコルID=(K, P, V)とそれに対する攻撃者A=(A1, A2)について 以下の試行を定義する 試行 PAID,A(k) (pk, sk) ← K(1n) st ← A1O(pk) O 問い合わせがあったら、プロトコル(P(sk), V(pk))を実行し、そのトランスクリプトを返す。 d ← (A2(st), V(pk)) return d =? 1 定義(IMP-PA) 認証プロトコルID=(K, P, V)が受動的攻撃に対し安全(IMP-PA)であるとは、 任意の効率的な攻撃者A=(A1, A2)に対し、その成功確率 Pr[ PAID,A(k) = 1 ] が（kについて）ネグリジブルであることをいう。 IMP-AA 認証プロトコルID=(K, P, V)とそれに対する攻撃者A=(A1, A2)について 以下の試行を定義する 試行 AAID,A(k) (pk, sk) ← K(1n) st ← (P(sk), A1(pk)) d ← (A2(st), V(pk)) return d =? 1 定義(IMP-AA) 認証プロトコルID=(K, P, V)が能動的攻撃に対し安全(IMP-AA)であるとは、 任意の効率的な攻撃者A=(A1, A2)に対し、その成功確率 Pr[ AAID,A(k) = 1 ] が（kについて）ネグリジブルであることをいう。 IMP-CA 認証プロトコルID=(K, P, V)とそれに対する攻撃者A=(A1, A2)について 以下の試行を定義する 試行 CAID,A(k) (pk, sk) ← K(1n) st ← (P(sk)|P(sk)|・・・|P(sk), A1(pk)) A1はすきなだけ多くの証明者クローンP(sk)を呼び出せる。 それらの複数の証明者クローンP(sk)とのメッセージのやり取りに関し、A1は任意のスケジューリングを用いてよい。 d ← (A2(st), V(pk)) return d =? 1 定義(IMP-CA) 認証プロトコルID=(K, P, V)がコンカレント攻撃に対し安全(IMP-CA)であるとは、 任意の効率的な攻撃者A=(A1, A2)に対し、その成功確率 Pr[ CAID,A(k) = 1 ] が（kについて）ネグリジブルであることをいう。 注意 以上のIMP-PA, IMP-AA, IMP-CAはいずれも攻撃を 「学習段階」と 「なりすまし段階」 の2段階で定義。中間者攻撃に対する安全性は関知せず。 安全な認証プロトコルの構成 チャレンジレスポンス型プロトコル 構成(チャレンジレスポンス) プロトコル (K, P, V) [部品] Σ=(GenSig, Sig, Vfy) 署名スキーム [鍵生成 K] 1kを入力として、 (vk, sk) ← GenSig(1k) pk = vk, sk = sk. [証明者Pの入力] sk [検証者Vの入力] pk [プロトコル] ※ チャレンジ (r), レスポンス (y). V → P r ← {0,1}k, rを送る。 P → V y ← Sig(sk, r), yを送る。 [検証者Vの出力] Vfy(vk, r, y) ≡? 1. 定理(チャレンジレスポンス) 署名スキームΣが適応的選択文書攻撃において存在的偽造不可能ならば、 構成(チャレンジレスポンス)はコンカレント攻撃に対し安全である。 注意 構成(チャレンジレスポンス)は中間者攻撃に脆弱。 ゼロ知識証明型プロトコル キャノニカルプロトコルとリセット補題 構成(キャノニカルプロトコル) キャノニカルプロトコルID = (K, P, V = (ChSet,DEC)) [鍵生成] (pk, sk) ← K [証明者Pの入力] (sk, R) [検証者Vの入力] pk [プロトコル] ※ (CMT), (CH), (RSP). P → V st = (sk, R), (CMT, st) = P(ε; st), CMTを送る。 V → P CH ← ChSetpk, CHを送る。 P → V (RSP, st) = P(CH; st), RSPを送る。 [検証者Vの出力] d = DECpk(CMT, CH, RSP). 補題(Reset) [BP03] キャノニカルプロトコル ID = (K, P, V = (ChSet,DEC)) と任意の証明者Qについて、 2つのイベントACCとRESを定義する： ACC(pk,sk) 『 R ← ランダムテープ, st = (sk, R), (CMT, st) = Q(ε; st), CH ← ChSetpk, (RSP, st) = Q(CH; st) ： DECpk(CMT, CH, RSP) = 1 』 RES(pk,sk) 『 R ← ランダムテープ, st = (sk, R), (CMT, st) = Q(ε; st), CH1 ← ChSetpk, (RSP1, -) = Q(CH1; st), d1 = DECpk(CMT, CH1, RSP1), CH2 ← ChSetpk, (RSP2, -) = Q(CH2; st), d2 = DECpk(CMT, CH2, RSP2) ： d1 = 1 ∧ d2 = 1 ∧ CH1 ≠ CH2 』 このとき、任意の(pk, sk)について、 Pr[ACC(pk, sk)] ≦ |ChSetpk|-1 + Pr[RES(pk, sk)]1/2 が成り立つ。 証明 GQプロトコル 構成(GQプロトコル) GQプロトコル(K, P, V) [鍵生成 K] 1kを入力として、 (N, e, d) ← primeGenRSA(1k) ※ eは奇素数. x ← ZN*, X = xe mod N pk = (N, e, X), sk = (N, e, x). [証明者Pの入力] sk = (N, e, x) [検証者Vの入力] pk = (N, e, X) [プロトコル] ※ コミットメント (Y), チャレンジ (c), レスポンス (z). P → V y ← ZN*, Y = ye mod N, Yを送る。 V → P c ← {0,1}l, cを送る。 ※ 2l e （ とくに gcd(c, e) = 1 ）. P → V z = y xc mod N, zを送る。 [検証者Vの出力] ze ≡? YXc (mod N). 定理(GQ1) [GQ 88] チャレンジ長lがスーパーログ（すなわち、2l poly(l) ）で primeGenRSAに対しRSA仮定が成り立つならば、 GQプロトコルは受動的攻撃に対し安全である。 証明 RSAパラメータ生成アルゴリズムGenRSAについて、 以下の試行OneMoreRSAを定義する。 試行 OneMoreRSAGenRSA,A(k) (N, e, d) ← GenRSA(1k) (N, e)を入力としてAを起動する： Aが逆変換オラクルに問い合わせYを発したら、 Yd mod N を返す。 Aが挑戦オラクルに（i番目の）問い合わせを発したら、 Wi ← ZN* を返す。 Aが (w1,...,wn) を出力して停止したら、 wie ≡ Wi (i = 1..n) ∧ 逆変換オラクルへの質問回数が n より小さいならば、 ※ すなわち、AがワンモアRSA問題を解いたならば、 1を出力。 そうでないなら、0を出力。 定義(OMRSA) RSAパラメータ生成アルゴリズムGenRSAがワンモアRSA仮定をみたすとは、 どのような効率的な攻撃者Aに対しも、 Pr[OneMoreRSAGenRSA,A(k) = 1] が（kについて）ネグリジブルであることをいう。 定理(GQ2) [BP 03] チャレンジ長lがスーパーログで primeGenRSAに対しワンモアRSA仮定が成り立つならば、 GQプロトコルはコンカレント攻撃に対し安全である。 証明 シュノアプロトコル 構成(シュノアプロトコル) シュノアプロトコル(K, P, V) [鍵生成 K] 1kを入力として、 (q, g) ← GenG(1k) x ← Zq, X = gx pk = (q, g, X), sk = (q, g, x). [証明者Pの入力] sk = (q, g, x) [検証者Vの入力] pk = (q, g, X) [プロトコル] ※ コミットメント (Y), チャレンジ (c), レスポンス (z). P → V y ← Zq, Y = gy, Yを送る。 V → P c ← {0,1}l, cを送る。 ※ 2l q. P → V z = y + c x mod q, zを送る。 [検証者Vの出力] gz =? YXc. 定理(Schnorr1) [Schnorr 91] チャレンジ長lがスーパーログで GenGに対し離散対数仮定が成り立つならば、 シュノアプロトコルは受動的攻撃に対し安全である。 群生成アルゴリズムGenGについて、以下の試行OneMoreDLを定義する。 試行 OneMoreDLGenG,A(k) (q, g) ← GenG(1k) (q, g)を入力としてAを起動する： Aが逆変換オラクルに問い合わせYを発したら、 Y = gy となる y を返す。 Aが挑戦オラクルに（i番目の）問い合わせを発したら、 Wi ← g を返す。 Aが (w1,...,wn) を出力して停止したら、 gwi = Wi （i = 1..n） かつ逆変換オラクルへの質問回数が n より小さいならば、 ※ すなわち、Aがワンモア離散対数問題を解いたならば、 1を出力。 そうでないなら、0を出力。 定義(OMDL) 群生成アルゴリズムGenGがワンモア離散対数仮定をみたすとは、 どのような効率的な攻撃者Aに対しも、確率 Pr[OneMoreDLGenG,A(k) = 1] が（kについて）ネグリジブルであることをいう。 定理(Schonorr2) [BP 03] チャレンジ長lがスーパーログで GenGに対しワンモア離散対数仮定が成り立つならば、 シュノア認証プロトコルはコンカレント攻撃に対し安全である。 岡本プロトコル 構成 (岡本プロトコル) 岡本プロトコル(K, P, V) [鍵生成 K] 1nを入力として、 (q, g) ← GenG(1n), g1, g2 ← g x1, x2 ← Zq, X = g1x1g2x2 pk = (q, g1, g2, X), sk = (q, g1, g2, x1, x2). [証明者Pの入力] sk = (q, g1, g2, x1, x2) [検証者Vの入力] pk = (q, g1, g2, X) [プロトコル] ※ コミットメント (Y), チャレンジ (c), レスポンス (z1, z2). P → V y1, y2 ← Zq, Y = g1y1g2y2, Yを送る。 V → P c ← {0,1}l, cを送る。 ※ 2l q. P → V z1 = y1 + c x1 mod q, z2 = y2 + c x2 mod q, (z1, z2)を送る。 [検証者Vの出力] g1z1g2z2 =? YXc. 注意 岡本プロトコルでは、公開鍵Xは秘密鍵x1, x2を一意に定めない。無数（q個）にある。 任意のcについて、オネストなトランスクリプト(Y), (c), (z1, z2)はそれら秘密鍵x1, x2の取り方によらない。 実際、任意のcについて、オネストなトランスクリプト(Y), (c), (z1, z2)は検証式 g1z1g2z2 =? YXc をみたす(Y), (z1, z2)上一様に分布。 （z1, Yを一様ランダムに選ぶとz2が一意に定まる。） 定理(Okamoto) [Okamoto 92] チャレンジ長lがスーパーログで GenGに対し離散対数仮定が成り立つならば、 岡本プロトコルはコンカレント攻撃に対し安全である。 証明 署名スキームへの変換 フィアット・シャミア変換 定義(LongCMT) キャノニカルプロトコルID = (K, P, V = (ChSet,DEC))について、 そのコミットメント長が十分長いとは、任意のCMTについて、確率 Pr[ CMT ← P(sk) CMT = CMT ] がネグリジブルであることをいう。 構成(FS変換) [部品] キャノニカルプロトコル ID = (K, P, V = (ChSet,DEC)) ハッシュ関数 H {0,1}* → ChSet [フィアット・シャミア変換] FSH(ID) = (Gen, Sgn, Vfy) Gen(1n) (pk, sk) ← K(1n), return vk=pk, sk=sk. Sgn(sk, m) (CMT, st) ← P(sk), CH = H(CMT, m), (RSP, -) ← P(CH, st) return σ=(CMT, RSP). Vfy(vk, m, σ=(CMT, RSP)) CH = H(CMT, m) return DECpk(CMT, CH, RSP). 定理(FS変換) キャノニカルプロトコルIDが受動的攻撃に対し安全で、そのコミットメント長が十分長いならば、 それをフィアット・シャミア変換して得られる署名スキーム FSH(ID) は、 ハッシュ関数Hに関するランダムオラクルモデルのもとで、 適応的選択文書攻撃に対し存在的偽造不可能である。 証明 フィアット・シャミア変換2 検証者の判定アルゴリズムDECが、ある確定的な関数D(・,・)について、 DEC(CMT, CH, RSP) = 1 ⇔ CMT = D(CH, RSP) とかけるとき、フィアット・シャミア変換は以下の形で使われることが多い。 構成(FS変換2) [部品] キャノニカルプロトコル ID = (K, P, V = (ChSet,DEC)) ただし、ある確定的な関数D(・,・)について、 DEC(CMT, CH, RSP) = 1 ⇔ CMT = D(CH, RSP). ハッシュ関数 H {0,1}* → ChSet [フィアット・シャミア変換2] FS2H(ID) = (Gen, Sgn, Vfy) Gen(1n) (pk, sk) ← K(1n), return vk=pk, sk=sk. Sgn(sk, m) (CMT, st) ← P(sk), CH = H(CMT, m), (RSP, -) ← P(CH, st) return σ=(CH, RSP). Vfy(vk, m, σ=(CH, RSP)) CMT = D(CH,RSP) return CH =? H(CMT , m). 定理(FS変換2) キャノニカルプロトコルIDが受動的攻撃に対し安全で、そのコミットメント長が十分長いならば、 それをフィアット・シャミア変換2して得られる署名スキーム FS2H(ID) は、 ハッシュ関数Hに関するランダムオラクルモデルのもとで、 適応的選択文書攻撃に対し存在的偽造不可能である。 シュノア署名 シュノアプロトコルにフィアット・シャミア変換2を適用して、シュノア署名を得る。 構成(シュノア署名) [部品] 群生成アルゴリズム GenG ハッシュ関数 H {0,1}* → {0,1}l [スキーム] Gen(1k) (q, g) ← GenG(1k) x ← Zq, X = gx vk = (q, g, X), sk = (q, g, x). Sign(sk = (q,g,x), m) y ← Zq, Y = gy c = H(m, Y), z = y + c x mod q return σ=(c,z). Verify(vk = (q,g,X), m, σ = (c, z)) Y = gzX-c return c =? H(m, Y). 定理(Schnorr1)と定理(FS変換2)より、 定理(シュノア署名) ハッシュ値の長さlがスーパーログで、GenGに対し離散対数仮定が成り立つならば、 ハッシュ関数Hに関するランダムオラクルモデルのもとで、 シュノア署名は適応的選択文書攻撃に対し存在的偽造不可能である。 上へ
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プロトコル集 材料・ストック作成 LBAGプレート作成? TAE作成? 20%グルコース? 各種プロトコル 蛋白質発現 コンピテントセル作成?
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鍵共有プロトコル鍵共有プロトコルとは? 公開鍵暗号ベースの鍵共有プロトコル EBRSA-PKCS #1 と Bleichenbacher 攻撃 ディフィー・ヘルマン鍵共有プロトコル DH コンカレントな環境における鍵共有プロトコル プロトコル DH に対する中間者攻撃 プロトコル EB に対する再送攻撃 鍵共有プロトコルの強化 鍵共有プロトコル DH-SIG 鍵共有プロトコル EB-SIG 鍵共有プロトコル 鍵共有プロトコルとは? 鍵共有プロトコルとは、セッション鍵を共有するための2者間プロトコルである。 鍵共有プロトコルを実行する、2者 P1 と P2 は、 いくつかのメッセージを交換し、それら交換したメッセージをもとにそれぞれが計算を行い、ある同じビット列 k を出力する。 この共有したビット列 k をセッション鍵と呼ぶ。 セッション鍵 k を用いて、その後の P1 と P2 間の 通信内容を秘匿したり（k を鍵としてブロック暗号＋暗号利用モード）、 通信内容を認証したりする（k を鍵としてMACを生成・検証)。 もちろん、鍵共有プロトコルには 秘匿性： 鍵共有プロトコルを実行する、2者P1 と P2 のやり取りするメッセージをすべて敵 A が覗き見しても、敵 A にはセッション鍵 k のどのような部分情報も得られない。 が必要である。 公開鍵暗号ベースの鍵共有プロトコル EB 公開鍵暗号 (G, E, D) を利用して、鍵共有プロトコル EB をつくることができる。 鍵共有プロトコル EB P2 は、鍵生成アルゴリズムGを実行して鍵ペア (e,d) ← G(n) を生成し、公開鍵 e のみを P1 に送る。 P1 は、ランダムな n ビットのビット列 k を生成し、それを鍵 e で暗号化して暗号文 c ← Ee(k) を作り、P2 に送る。 k を出力する。 P2 は、暗号文 c を復号して k ← Dd(c)を得て出力する。 敵 A が P1、P2間のメッセージ e と c を覗いても、公開鍵暗号の安全性より（ c に暗号化されている）セッション鍵 k は分からない。 ただし、セッション鍵 k のどのような部分情報も敵 A に漏れないよう、強秘匿な公開鍵暗号を用いる。 RSA-PKCS #1 と Bleichenbacher 攻撃 RSA暗号に強秘匿性をもたせるために、SSL では RSA-PKCS #1 を用いている。 SSLの実装の仕方によっては、Bleichenbacher 攻撃が成り立つ。 blankimgプラグインエラー：ご指定のファイルがありません。アップロード済みのファイルを指定してください。blankimgプラグインエラー：ご指定のファイルがありません。アップロード済みのファイルを指定してください。blankimgプラグインエラー：ご指定のファイルがありません。アップロード済みのファイルを指定してください。 blankimgプラグインエラー：ご指定のファイルがありません。アップロード済みのファイルを指定してください。blankimgプラグインエラー：ご指定のファイルがありません。アップロード済みのファイルを指定してください。 ディフィー・ヘルマン鍵共有プロトコル DH p を十分大きな素数とし、g を、p を法とする位数が素数 q である整数（すなわち、g は q 乗すると初めてpを法として1となる）とする。 鍵共有プロトコル DH P1 は、1 以上 q 以下の乱数 x を選び、g の x 乗である X = gx mod p を計算し、P2 に送る。 P2 は、1 以上 q 以下の乱数 yを選び、g の y 乗である Y = gy mod p を計算し、P1 に送る。 P1 は、k = Yx mod p を計算し、出力する。 P2 は、k = Xy mod p を計算し、出力する。 ここで、 Yx = gxy = Xy より、P1 と P2 は確かに同じ k を出力する。 数値例： p = 43, q = 7, g = 4 g0 mod p = 1, g1 mod p = 4, g2 mod p = 16, g3 mod p = 21, g4 mod p = 41, g5 mod p = 35, g6 mod p = 11. 鍵共有プロトコル DH の実行例 P1 は、1 以上 q=7 以下の乱数 x=3 を選び、g=4 の x=3 乗である X = 43 mod 43 = 21 を計算し、P2 に送る。 P2 は、1 以上 q=7 以下の乱数 y=5を選び、g=4 の y=5 乗である Y = 45 mod 43 = 35を計算し、P1 に送る。 P1 は、k = 353 mod 43 = 4 を計算し、出力する。 P2 は、k = 215 mod 43 = 4 を計算し、出力する。 353 = (45)3 = (43)5 = 215 (mod 43). ディフィー・ヘルマン鍵共有の秘匿性については、数論的な仮定が必要： 離散対数仮定 1 以上 q 以下の範囲からランダムに a を選ぶとき、どのような効率的なアルゴリズムも、p, g, q, ga を与えられても、a は計算できない。 p = 43, q = 7, g = 4 4x mod 43 = 35 となる x は？ 計算DH仮定 1 以上 q 以下の範囲からランダムに a, b を選ぶとき、どのような効率的なアルゴリズムも、p, g, q および ga と gb を与えられても、gab は計算できない。 p = 43, q = 7, g = 4 43 mod 43 = 21, 45 mod 43 = 35 → 415 mod 43 = ? 判定DH仮定 1 以上 q 以下の範囲からランダムに a, b, c を選ぶとき、どのような効率的なアルゴリズムも、p, g, q および ga と gb を与えられて、gab と gc を区別（することすら）できない。 p = 43, q = 7, g = 4 (21, 35, 4) OR (21, 35, 11) どちらが正しい? 判定DH 仮定のもとで、ディフィー・ヘルマン鍵共有（鍵共有プロトコル DH） は秘匿性を満たす。 他に、離散対数ベースの暗号技術として、エルガマル暗号やシュノア署名が有名。 コンカレントな環境における鍵共有プロトコル 鍵共有プロトコルは、他のプロトコルやシステム（「親プロトコル」）で部品として用いられる。 親プロトコルは、同時に多数の鍵共有プロトコルを部品として実行することも珍しくない。このとき、敵はただメッセージを覗き見るだけとは限らず、 同時に実行されている、ある鍵共有プロトコルの参加者として潜んでいたり、 すでに終了した過去の鍵共有プロトコルの、セッション鍵を入手していたり することもある。（不注意な親プロトコルが使用済みのセッション鍵をばらしてしまうなど）。 このような、同時に複数の鍵共有プロトコルが実行されているような環境（コンカレントな環境）で、鍵共有プロトコルの秘匿性を考え直す必要がある。 コンカレントな環境における秘匿性 コンカレントな実行環境、すなわち、 [設定] 鍵共有プロトコルは、同時に複数のコピーが（いくらかの文脈を共有した状態で）実行される、 しかも、敵 A 自身もそれらの任意の鍵共有プロトコルの実行に（正当な参加者としてあるいは誰かに成りすまして）参加できる、 さらに、敵 A はすでに終了した過去の任意の鍵共有プロトコルを選択し、そのセッション鍵を入手できる 環境において、 [条件] 鍵共有プロトコルの実行において、P1 と P2 さえ正しく正直に振舞えば、（陰日向で敵 A がどのように振舞おうとも）P1 と P2 の間で正しくセッション鍵が共有され、かつ （敵 A の参加していない）鍵共有プロトコル実行の全てのメッセージを敵 A が覗き見しても、（設定 3 の手段を用いてセッション鍵を入手しない限り）敵 A にはセッション鍵 k のどのような部分情報もわからない、 を満たすとき、その鍵共有プロトコルは、コンカレントな環境において秘匿性をもつという。 プロトコル DH に対する中間者攻撃 鍵共有プロトコル DH はコンカレントな環境において秘匿性をもたない。実際、コンカレントな環境では、以下のような中間者攻撃が成立する。 P1 は正直に X (= gx) を計算し、P2 になりすました攻撃者 M に送る。 攻撃者 M は X (= gx ) を自身で計算し、P1 になりすまして P2 に送る。 P2 は正直に Y ( = gy) を計算し、P1 になりすました攻撃者 M に送る。 攻撃者 M は Y ( = gy ) を自身で計算し、P2 になりすまして P1 に送る。 以上の実行は、P1 と P2 の視点からは全く正常に見えている。ところが、 P1 は k1 = gx y を、 P2 は k2 = gx y を出力し、 この k1, k2 は異なるので、コンカレントな環境における秘匿性の条件1が破られている。さらに悪いことに攻撃者 M は上の k1 も k2 も知っている。 プロトコル EB に対する再送攻撃 鍵共有プロトコル EB もコンカレントな環境において秘匿性をもたない。実際、コンカレントな環境においては、以下のような再送攻撃が成立する。 ここでは、プロトコル EB において、P1 は予め P2 の公開鍵 e を入手しているとする。（したがって、プロトコル EB で送受信されるメッセージは、P1 から P2 へ送られる暗号文 c のみ。） P1 と P2 は正直にプロトコル EBを実行する。このとき、P1 から P2 へ送られる暗号文 c を敵 R が入手する。 敵 R は、正当な送信者として、P2 との間でプロトコル EBを実行する。ただしこの際、上で入手した暗号文 c を P2 へ送る。 2 の R と P2 によるプロトコル EBの実行に対し、敵 R は設定3の手段を用いてそのセッション鍵 k を入手する。( k は c の復号文。) 敵 R は 1 で P1 と P2 が得たセッション鍵は k であることを知る。 つまり、敵 R は、覗き見したメッセージを自分自身のメッセージとして再送することで、コンカレントな環境における秘匿性の条件2を破ったわけである。 鍵共有プロトコルの強化 鍵共有プロトコルをコンカレントな環境に耐えられるよう、強化する。強化の方針は、以下の通り。 プロトコルの各メッセージにセッション識別子を含める。 プロトコル一つ一つの実行をセッションと呼ぶ。複数セッションに属するメッセージが混じってしまわないよう、各メッセージにセッション識別子を含める。 プロトコルの各メッセージに送信者識別子を含める。 異なる送信者が生成したメッセージが混じってしまわないよう、各メッセージに送信者識別子を含める。 プロトコルの各メッセージの送信に認証メカニズムを組み込む。 デジタル署名やMACを用いて、各メッセージの送信にチャレンジレスポンスに基づく認証メカニズムを組み込む。これにより、なりすましやメッセージの改ざんを防ぐ。 鍵共有プロトコル DH-SIG 記号： 各パーティはデジタル署名使用できるものとし、パーティ Pi のメッセージ m に対する署名文を SIGi(m) で表す。 各パーティ Piの識別子を（記号を節約して）Pi と書く。 セッション識別子を s とする。ここでは、セッション識別子 s は親プロトコルから与えられると考える。 鍵共有プロトコル DH-SIG P1 は、1 以上 q 以下の乱数 x を選び、g の x 乗である X = gx mod p を計算し、(P1,s,X) を P2 に送る。 P2 は、1 以上 q 以下の乱数 yを選び、g の y 乗である Y = gy mod p を計算し、(P2,s,Y,SIG2(P2,s,Y,X,P1)) を P1 に送る。 P1 は、署名文 SIG2(P2,s,Y,X,P1) の正しさを確認する。（もし正しくなければプロトコル実行を拒否。） さらに、(P1,s,SIG1(P1,s,X,Y,P2)) を P2 に送ると同時に、 k = Yx を計算し、 (s, k) を出力する。 P2 は、署名文 SIG1(P1,s,X,Y,P2) の正しさを確認する。（もし正しくなければプロトコル実行を拒否。） さらに、 k = Xy を計算し、(s, k) を出力する。 鍵共有プロトコル DH-SIG には、プロトコル SIGに通用した、中間者攻撃は成立しない。 プロトコル DH-SIG では、 メッセージが（ランダムチャレンジに対応する）署名文で守られている おかげで、 敵 M が P1 や P2 になりすましてメッセージを送ることができない ためである。 例えば署名文 SIG2(P2,s,Y,X,P1) には送信者と受信者の識別子が含まれていることに注意する。 鍵共有プロトコル EB-SIG 部品としてディジタル署名のほかに、疑似ランダム関数 fκ(・) を用いる。擬似ランダム関数とは、 鍵κを知らなければ、入力値-出力値ペアをいくつ見ても、ランダム関数と区別がつかない関数 をいう。 鍵共有プロトコル EB-SIG 1. P2 は、ランダムな n ビット列 N を生成し、メッセージ (P2, s, N) を P1 に送る。 2. P1 は、ランダムな n ビット列 κ を生成し、鍵 e で暗号化して暗号文 c ← Ee(κ) を作り、メッセージ (P1, s, c, SIG1(P1, s, c, N, P2)) を P2 に送るとともに、 k = fκ(P1,P2,s) を出力する。 3. P2 は、署名 SIG1 の正しさを確認し（正しくなければプロトコル実行を拒否。）、c を復号して κ← Dd(c) を得て、 k = fκ(P1,P2,s) を出力する。 鍵共有プロトコル EB-SIG には、プロトコル EB に通用した再送攻撃は成立しない。 敵 R が先と全く同じようにメッセージ (P1, s, c, SIG1)をまるごと再送しても、新しいランダムチャレンジ N に対応していないので署名が妥当でなくなる。 敵R が 暗号文 c だけ再利用し、署名文は新しいランダムチャレンジ N に対応して自身で再計算して添付しても、セッション鍵 k = fκ(P1,P2,s)は、新しいセッション識別子 s （その他）にリンクしているので、元の値とは独立なランダムな値になる。 上へ
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微生物分野のプロトコル集です. !!サイクルシーケンス *編集中 !!タンパク精製 *編集中 !!フェノクロ抽出 *編集中
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鍵共有プロトコル 鍵共有プロトコルに対する主な攻撃 鍵共有プロトコルの安全性定義Canetti-Krawczyk モデル [CK01] 安全な鍵共有プロトコルの構成HMQVプロトコル [Krawczyk 05] 鍵共有プロトコル セッション鍵を共有するための2者間プロトコル。 完全性 (Completeness) プロトコルを実行する正直な2者は、同一のランダムなセッション鍵を共有すること。 秘匿性 (Secrecy) トランスクリプトをのぞき見ても、参加者以外の第3者には、 共有されたセッション鍵の情報がわからないこと。 鍵共有プロトコルに対する主な攻撃 鍵共有プロトコルには、 複数の鍵共有セッションが実行される環境でも安全であることが求められる。 既知鍵攻撃 攻撃者は、ある一つの鍵共有セッションのセッション鍵を入手し、 それを用いて他の鍵共有セッションのセッション鍵を類推しようとする。 未知鍵共有攻撃 (Unknown Key Share, UKS) 異なる鍵共有セッションに属する、異なるパーティが同じセッション鍵を共有するように仕向ける。 鍵危殆化によるなりすまし (Key compromise impersonation, KCI) 攻撃者は、ある鍵共有セッションにおける、あるパーティPの内部状態を入手し、 その後、別セッションで、パーティPに対し、正当なパーティQになりすまそうとする。 完全フォワード秘匿性 (Perfect Forward Secrecy, PFS) たとえ、あるパーティの秘密鍵が漏れても、そのパーティが過去に実行した鍵共有セッションの セッション鍵はわからないこと。 鍵共有プロトコルの安全性定義 Canetti-Krawczyk モデル [CK01] 安全な鍵共有プロトコルの構成 HMQVプロトコル [Krawczyk 05] 上へ
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マルチプロトコル プロトコルとは通信手続きのこと。ここではデジタル制御規格のことであり、マルチプロトコルとは複数のデジタル信号を受信して動作することのできるデコーダ、またはその機能のことを指す。 一般的にはMM（メルクリン･モトローラ）方式とDCC方式のどちらでも使えるデコーダが多いが、欧州ではSelectrix方式も有力なため、これも加えて３種類のデジタル制御方式で稼動するデコーダもある。 マルチプロトコル機能付デコーダを搭載した車両は、どの方式でデジタル化してあるレイアウトでも走行できることから、メルクリンの３線式とDC２線式（TRIX方式とかフライシュマン方式とも呼ぶ）を共用したいユーザーが多い欧州で重宝されている。
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プロトコル分析 被験者にタスクを与え、システムを操作してもらないがら、思ったことを発話してもらう。評価者は発話内容と操作行為を記録（映像・音声・紙）し、問題点を洗い出す。最低３～５人、１０人程度の被験者を集められれば一番良い。 工夫＆補足 1.発話プロトコルに関して 被験者が一人の場合、発話してくれない事が多い。見知った同士を２人1組にして、実験すると発話が生まれやすい。また、発話が生まれない場合は評価者が声をかけて、どこに迷っているのか聞くのもよい。 2.教師と生徒の役割分担 被験者に先生になってもらい、実験者が生徒役となり、操作行為についてあれこれと質問するやりかた。 3.発問プロトコルに関して 課題遂行中に実験者にたずねた質問の記録する。 長所 設計者や技術者の気付かない問題が発見できる。 ユーザビリティー実験室などがあれば、ミラーごしに設計者やデザイナーに被験者の反応を観察させ、自分たちと被験者との問題意識のギャップを解らせることができる。 短所 記録を１被験者ごとに見直してまとめるので、詳細に検討すると分析に時間がかかる。また、実際の現場では被験者の獲得が難しい（お金や時間的に）。
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ネットワークプロトコル…通信手続き…かな と人間のコミュニケーション手続きが似ている… 多分人間分析の結果… 設計された物だと思う… 疎通確認が挨拶で… これからあなたとやりとりしたいのですが… 準備はいいですか？ ぜひ…やりとりしましょう… エラー訂正が相づち… うん…判ったよ… エッ…もう一度説明してくれない？ …こういう事？…そうそう… みたいな… 通信終了も挨拶… さようなら…またね… 挨拶が出来ないから通信出来ない！ 相づちを確認しないから伝わらない… 通信エラー… 復旧…訂正出来てる？ 理系も文系も無いかも…
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目次 【時事】ニュースインターネット・プロトコル Internet Protocol IP RSSインターネット・プロトコル Internet Protocol IP 口コミインターネット・プロトコル Internet Protocol IP 【参考】ブックマーク 関連項目 タグ 最終更新日時 【時事】 ニュース インターネット・プロトコル gnewプラグインエラー「インターネット・プロトコル」は見つからないか、接続エラーです。 Internet Protocol セキュアな通信プロトコルとは？ 基本を解説する！ - マイナビニュース 屋外向けの映像制作用4Kリモートカメラ“CR-X300”を発売 多様な通信連携と高い耐環境性能により幅広い撮影シーンに対応：時事ドットコム - 時事通信 【Q】DHCPって何？ - INTERNET Watch 東京リージョンに2つのAWS Transit Gateway アップデート： AWS Transit Gateway Connect と Internet Group Management Protocol (IGMP) Multicast | Amazon Web Services - amazon.com 短距離無線通信（Wi-Fi）の基礎知識 - Tech Note（テックノート） 地球上のインターネットの基礎を作った「インターネットの父」が「惑星間インターネット」について語る - GIGAZINE PCとどう違う？ IoTのインターネット接続｜ニュースイッチ by 日刊工業新聞社 - ニュースイッチ Newswitch IPv6（Internet Protocol Version 6）とは？ - ZDNet Japan TCP/IP 4階層モデルとは？ | Think IT（シンクイット） - ThinkIT Google、QUICプロトコルでウェブをさらにスピードアップ - TechCrunch TCP/IPの基本、IPアドレスで直接通信する仕組みを知ろう - ASCII.jp LAN内のパソコンのIPアドレスが重なるとどうなる？ (1/2) - ASCII.jp IP IP王者・乃蒼ヒカリが2度目のハードコア戦で角田奈穂に流血勝利。「2人でハードコア戦線を盛り上げたい」【東京女子プロレス】 - 株式会社ヘッドライン “イ・スンギら所属”HOOKエンターテインメントが発表…「ペントハウス」など多数のヒットドラマ制作会社と合併（Kstyle） - 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・SIPとH323この二つはどちらも呼び制御プロトコル。・SIP端末（UA：user agent）間でのセッションの確立、変更、切断についてのみ定めたプロトコル。 セッション上で扱われるデータそのものについては規定がない。 メリット：-SIPよりシンプルでインターネットと親和性が高い。 -様々なデータが扱える柔軟性の高いプロトコル。 -UDPを使うので高速。（信頼性はACKメッセージで確保される） デメリット：ない？ -メッセージ説明 REGISTER UAを登録する際に送信される。 INVITE（招待）：通信開始を要求する際にUAが送信する。 ACK：セッションが確立手順が成功した際にINVITE送信側のUAが送信する。 BYE：セッション終了の際に送信する。 ・SDPSIPで使うメッセージを記述するプロトコル。 IPアドレス、UDPやTCPのポート番号、音声や映像等のメディアタイプ、メディアの符号形式などが記述される。・RTP呼び制御プロトコルで呼び制御をした後に音声パケットを運ぶ役割をしているプロトコル。 ・URI(ユニフォーム リソース アイデンティファ）UAを識別するもの。・SIPサーバの機能プロキシサーバ ：SIPメッセージの転送 ロケーションサービスサーバ：URIとIPアドレス等の対応等を管理。 レジストラサーバ：ロケーションサービスサーバーへの登録を受け付けるサーバー ※↑の機能は一台のSIPサーバーで行える。 リダイレクトサーバー：UAからUAの経路情報を管理している。プロキシサーバから要求を受け付けたリダイレクトサーバは、 転送先（UA）への経路情報を返答し、プロキシサーバーを複数経由せずとも直接メッセージを転送できる。 メリット：複数のプロキシサーバでメッセージの転送処理が必要なくなる。・SIPメッセージメールヘッダと似たような形式のメッセージ。 スタートライン、メッセージヘッダ、メッセージボディ（ｱﾌﾟﾘｹｰｼｮﾝは音声データをやり取りするために必要な情報）などが入る。 送信元URIや、あて先URI、メッセージがたどった経路等が書かれている。