DE60028972T2 - Verfahren zur verteilten gruppenschlüsselverwaltung für sichere mehr-zu-mehrpunktkommunikation - Google Patents

Verfahren zur verteilten gruppenschlüsselverwaltung für sichere mehr-zu-mehrpunktkommunikation Download PDF

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Description

  • Die vorliegende Erfindung betrifft ein System zur verteilten Gruppenschlüsselverwaltung des Typs zum Bereitstellen einer sicheren Kommunikation zwischen einer Mehrzahl Mitglieder, das einen binären Verteilungsbaum hat, um eine Kommunikationsstruktur zu definieren, wobei der Baum einen internen Elternknoten mit einem davon abhängigen Zweigknoten und zweiten Zweigknoten enthält, wobei der interne Elternknoten einen blinded Key (key: Schlüssel) und einen unblinded Key aufweist und jeder der Zweige ein erstes einem entsprechenden Blattknoten zugeordnetes Mitglied enthält, wobei das erste Mitglied enthält: eine eindeutige binäre ID, die zum entsprechenden Blattknoten gehört, dem des erste Mitglied zugeordnet ist; einen ersten secret Key zur Beteiligung an der Erzeugung des blinded Key des internen Elternknotens; und einen blinded Key, der vom ersten secret Key zum Austausch mit einem blinded Key eines zugehörigen Mitglieds abgeleitet ist.
  • Sicheres Multicasting (Rundsenden) über ein Netzwerk wie z. B. das Internet wird bei mehreren Anwendungen genutzt wie z. B. der Verteilung von Aktienkursen, Abhaltung privater Konferenzen und verteilter interaktiver Simulation. Einige dieser Anwendungen haben einen einzigen Absender, der geheime Daten an eine große Anzahl Benutzer sendet, wogegen andere eine große Anzahl Benutzer haben, die privat miteinander kommunizieren. Mehrere Ansätze sind in jüngster Vergangenheit vorgeschlagen worden, um die Gruppenkommunikation zwischen einem Absender und vielen Mitgliedern zu unterstützen. Die wenigen existierenden Lösungen zur Erleichterung einer sicheren Kommunikation zwischen vielen Absendern und vielen Mitgliedern kranken an einem gemeinsamen Schwachstelle: sie verwenden irgendeine Art zentraler Gruppensteuerung.
  • Multicasting ist eine skalierbare Lösung für die Gruppenkommunikation. Protokolle für sicheres Many-to-many-Multicasting (many to many: viele an viele) müssen auch skalierbar sein. Gruppenzugriffssteuerung, secret-Key-Verteilung und dynamische Gruppenverwaltung sind drei Hauptkomponenten eines Protokolls für sichere Gruppenkommunikation. Die meisten der existierenden sicheren One-to-many-Multicast-Protokolle (one to many: einer an viele) verwenden eine zentrale Entität, den Gruppenverwalter, um die Zugriffssteuerung durchzusetzen und secret Keys zu verteilen. Ist die Mitgliedschaft bei einer Multicast-Gruppe dynamisch, muss der Gruppenverwalter auch eine perfekte Vorwärtsgeheimhaltung (perfect forward secrecy) wahren. Diese soll garantieren, dass Mitglieder keine vor ihrem Beitritt zur Gruppe gesendeten geheimen Daten und nach ihrem Austritt gesendeten Daten entschlüsseln können. Der Gruppenverwalter ändert die entsprechenden secret Keys, wenn ein Mitglied beitritt oder austritt und verteilt sie an die entsprechenden Mitglieder. Der Schlüssel wechselprozess (re-keying process) muss skalierbar sein. Das Schlüsselverteilungs-Overhead soll von der Größe der Multicast-Gruppe unabhängig sein.
  • Obwohl sie einen single point of attack and failure (Komponente oder Teil des Systems, dessen Angriff oder Ausfall sich auf das gesamte System auswirkt) darstellt, ist die Verwendung eines zentralen Eingangs für die Gruppensteuerung für sicheres One-to-many-Multicasting selbstverständlich. Bei Vorhandensein mehrerer Absender ist es jedoch wünschenswert, dass die Multicast-Gruppe betriebsfähig bleibt, solange mindestens ein Absender betriebsfähig ist. Mit anderen Worten: sicheres Many-to-many-Multicasting macht eine dezentrale Steuerung der Gruppe erforderlich. Zugriffssteuerung, secret-Key-Verteilung und dynamische Gruppenverwaltungsaufgaben sollten an alle Absender delegiert werden. Es ist wünschenswert, die Verantwortlichkeiten für die Zugriffssteuerung und das Protokollverwaltungs-Overhead unter allen Absendern in der Gruppe zu verteilen.
  • In der Fachliteratur gibt es nur ein paar Protokolle für sichere Many-to-many-Gruppenkommunikation. Alle diese Protokolle in der Fachliteratur verwenden jedoch eine zentrale Gruppensteuerung und sind folglich gegen einen single point of attack and failure anfällig. Ein Protokoll gibt secret Keys dritten Entitäten preis, was die Schlüsselverteilung unterstützt, und nutzt zusätzlich eine zentrale "Gruppensicherheitssteuerung" (group security controller, GSC) für die Gruppenverwaltung. Ein anderes Protokoll schlägt vor, in alle Gruppenmitglieder gleiches Vertrauen zu setzen. Früh beitretende Mitglieder erzeugen die Schlüssel und verteilen sie an spät beitretende Mitglieder. Obwohl dieses Protokoll im Prinzip funktioniert, ist es anfällig gegen Kollisionen unter den Mitgliedern. Es ist möglich, eine sehr kleine Untergruppe von Mitgliedern zu haben, die die Gruppe steuern, was ungleichmäßige Verteilung von Gruppensteuerung und Schlüsselverteilungs-Overhead ermöglicht. Für die Struktur eines Kommunikationsprotokolls ist es wünschenswert, Kollisionen zwischen Gruppenmitgliedern zu verhindern.
  • Ein Protokoll für sichere Gruppenkommunikation hat drei Komponenten: Gruppenzugriffssteuerung, secret-Key-Verteilung und dynamische Gruppenverwaltung. Absender sind für die Steuerung des Zugriffs auf die sichere Multicast-Gruppe zuständig. Die Authentifizierung aller Mitglieder muss verifiziert werden, bevor sie der Gruppe beitreten können. Daten werden aus Geheimhaltungsgründen verschlüsselt, bevor sie an die Gruppe gesendet werden. Die Absender sind für die Verteilung der Datenverschlüsselungsschlüssel auf eine sichere und skalierbare Weise an Mitglieder zuständig. Schließlich sind die Absender noch zur Wahrung der perfekten Vorwärtsgeheimhaltung zuständig. Zur Sicherstellung der perfekten Vorwärtsgeheimhaltung soll der bzw. sollen die Absender secret Keys ändern, wenn ein Host der Gruppe beitritt oder aus ihr austritt. Dieser Schlüsselwechselprozess soll sicher und skalierbar sein.
  • Die Anforderungen und wünschenswerten Eigenschaften eines sicheren Many-to-many-Protokolls lauten wie folgt. Ein System für sichere Gruppenkommunikation muss skalierbar sein. Insbesondere muss das Schlüsselverteilungs-Overhead skalierbar sein, während die Anzahl Mitglieder (oder Absender) in der Gruppe zunimmt. Allen Absendern muss gleich vertraut werden und die Gruppe muss betriebsfähig sein, falls mindestens ein Absender betriebsfähig ist. Es ist wünschenswert, die Zugriffssteuerung und dynamische Gruppenverwaltungsaufgaben auf alle Absender zu verteilen. Dies ermöglicht eine lokale Verarbeitung der Beitritte und Austritte, wodurch globale Überflutung der Verkehrssteuerung vermieden wird. Die Verteilung der Gruppenverwaltungsaufgaben vermeidet auch Leistungsengpässe und beseitigt single points of attack in einer Multicast-Gruppe. Schließlich sollte das Protokoll in der Lage sein, etwaige kollidierende Mitglieder oder Absender effizient zu vermeiden oder zu erkennen und zu beseitigen.
  • Multicast-Sicherheit wird betrachtet von Canetti in dem bei Infocom 99 veröffentlichten Referat mit dem Titel "multicasts security: a taxonomy and some efficient constructions". Achtzehnte gemeinsame Jahreskonferenz der Computer- und Kommunikationsgesellschaften der IEEE. Konferenzdokumentation. IEEE New York, NY, USA, 21. bis 25. März 1999, SS. 708 bis 716, ISBN 0-7803-5417-6. In Abschnitt IV B wird ein baumbasiertes System erwähnt. Das System wird in Betracht gezogen, das auf n Benutzer angewendet wird, wobei jeder Benutzer logn + 1 Schlüssel speichern muss. Es verwendet eine Nachricht mit 2logn – 1 Schlüssel-Verschlüsselungen, um einen Benutzer zu löschen und einen neuen Gruppenschlüssel zu erzeugen. Dieser Prozess sollte wie angegeben für jeden gelöschten Benutzer wiederholt werden.
  • Das Problem der Schlüsselübereinstimmung in einer Gruppensituation mit einer hochdynamischen Gruppenmitgliederpopulation wird betrachtet von Michael Steiner im Referat "Cliques: a protocol suite for key agreement in dynamic groups", der Teil eines Forschungsberichts von IBM und als Hardcopy (Ausdruck) als XP002242052 identifizierbar ist und ursprünglich ab dem 12. Dezember 1997 online verfügbar war. Die betrachtete Proto kollfamilie (protocol suite) wird durch Erweiterung des Schlüsselübereinstimmungsverfahrens von Diffie-Hellman entwickelt, um dynamische Gruppenoperationen zu unterstützen.
  • Die Erfindung stellt ein System nach Anspruch 1 und ein Verfahren nach Anspruch 10 bereit.
  • Gemäß einem Aspekt der vorliegenden Erfindung wird ein System zur verteilten Gruppenschlüsselverwaltung des vorgenannten Typs bereitgestellt, gekennzeichnet durch eine zum ersten Mitglied gehörige Schlüsselzugehörigkeitsgruppe und aus mindestens einem anderen zugehörigen Mitglied bestehend zum Teilen der Schlüsselverteilungsaufgaben, wobei die Schlüsselzugehörigkeitsgruppe einen oder mehrere Gruppenknoten aufweist, wobei ein Gruppenknoten jedem internen Knoten in einem Weg zwischen dem internen Elternknoten und dem ersten Mitglied zugeordnet ist und ein zugehöriges Mitglied einem Blattknoten in einem sich von jedem Gruppenknoten weg erstreckenden Weg zugeordnet ist; wobei das erste Mitglied den blinded Key von mindestens einem anderen zugeordneten Mitglied und den ersten secret Key des ersten Mitglieds verwendet, um einen unblinded Key des internen Elternknotens zu berechnen, der zur Verschlüsselung der Daten zu verwenden ist, die zwischen auf vom internen Elternknoten abhängigen Zweigen befindlichen Mitgliedern kommuniziert werden.
  • Die Erfindung wird nunmehr unter Bezugnahme auf die beiliegenden Zeichnungen lediglich beispielhaft beschrieben; es zeigen:
  • 1 ein Diagramm eines Kommunikationssystems für Many-to-many-Kommunikation unter Mitgliedern einer Kommunikationsgruppe;
  • 2 ein Diagramm eines Schlüsselverteilungsbaums, der gemäß den Grundsätzen der vorliegenden Ausführungsform der Erfindung angeordnet ist;
  • 3 ein Diagramm eines Mitglieds, das einem Kommunikationssystem beitritt, das gemäß den Grundsätzen der vorliegenden Ausführungsform der Erfindung angeordnet ist;
  • 4 ein Diagramm eines Mitglieds, das aus einem Kommunikationssystem austritt, das gemäß den Grundsätzen der vorliegenden Ausführungsform der Erfindung angeordnet ist;
  • 5 ein Ablaufdiagramm einer Prozedur zum Bestimmen der Mitglieder einer Schlüsselzugehörigkeitsgruppe;
  • 6 ein Ablaufdiagramm einer Prozedur zum Verschlüsseln von Daten;
  • 7 ein Ablaufdiagramm einer Prozedur zum Beitreten zum Kommunikationssystem;
  • 8 ein Ablaufdiagramm einer Prozedur zum Austreten aus dem Kommunikationssystem;
  • 9 ein Diagramm eines Kommunikationssystems für Few-to-many-Kommunikation (few to many: wenige an viele) unter Mitgliedern einer Kommunikationsgruppe.
  • In 1 ist ein skalierbares Protokoll für sicheres Multicasting dargestellt, das die Many-to-many-Kommunikation gemäß den Grundsätzen der vorliegenden Erfindung unterstützt. Die vorliegende Ausführungsform der Erfindung ist ein Kommunikationssystem 20, das ein verteiltes baumbasiertes Schlüsselverwaltungssystem (distributed tree-based key management scheme, DTKM) für sichere Many-to-many-Gruppenkommunikation verwendet. Das System 20 ist skalierbar und Mitgliedern 22 wird gleich vertraut. Das System 20 delegiert Zuständigkeiten für die Gruppensteuerung und Schlüsselverteilungsaufgaben gleichmäßig an die Mitglieder.
  • Jedem Mitglied 22 wird eine binäre ID (Identifikation) zugeordnet und diese IDs werden zum Definieren von Schlüsselzugehörigkeiten für jedes Mitglied 22 verwendet. Mitglieder in der Schlüsselzugehörigkeitsgruppe 22a werden kontaktiert, um Änderungen der Mitgliedschaft zu berichten und Schlüssel auszutauschen. Den Mitgliedern 22 wird gleich vertraut und alle von ihnen können Absender sein. Künftige Mitglieder können jedes aktive Mitglied kontaktieren, um der Gruppe beizutreten. Aktive Mitglieder verifizieren die Berechtigungsnachweise neuer Mitglieder und ordnen ihnen eine eindeutige binäre ID 24 zu. Die ID-Zuordnung erfolgt lokal ohne Notwendigkeit, in einem globalen Raum von IDs nachzuschlagen. Der ID-Zuordnungsprozess zeigt die verteilte Natur des Protokolls. Das neue Mitglied leitet den Schlüsselwechselprozess ein. Es sei darauf hingewiesen, dass der Schlüsselwechsel erfolgt, um eine perfekte Vorwärtsgeheimhaltung sicherzustellen. Austritte werden ähnlich verarbeitet wie Beitritte. Der Nachbar (Nachbarn werden auf Basis von IDs bestimmt) des abgehenden Hosts muss den Abgang zur Kenntnis nehmen und den Schlüsselwechselprozess einleiten. Schlüsselzugehörigkeiten helfen, das Schlüsselverteilungs-Overhead unter allen Mitgliedern der Gruppe gleichmäßig zu delegieren.
  • Mitglieder werden durch die Blätter eines binären Schlüsselverteilungsbaums 26 repräsentiert. Jedes Mitglied 22 erzeugt einen eindeutigen secret Key 28 für sich selbst und jeder interne Knotenschlüssel wird als eine Funktion der secret Keys seiner zwei Kinder berechnet. Alle secret Keys 28 gehören zu ihren blinded Versionen 30, die mittels einer Einwegfunktion 32 berechnet werden. Jedes Mitglied 22 enthält alle unblinded Keys von Knoten, die in seinem Weg zur Wurzel sind, und die blinded Keys von Knoten, die Geschwister der Knoten in seinem Weg zur Wurzel sind. Der Beitrag des eindeutigen secret Keys zur Berechnung des root Keys (Wurzelschlüssels) ermöglicht jedem Mitglied 22, die Gruppe teilweise zu steuern. Ein Beitritt/Austritt erfordert nur die Änderung der Schlüssel im Weg zur Wurzel vom beitretenden/abgehenden Host. Folglich macht jede Mitgliedschaftsänderung nur O(logn) Nachrichten erforderlich, wobei n die Anzahl Mitglieder in der Gruppe ist. Demgemäß ist das Protokoll skalierbar.
  • Mitglieder der Multicast-Gruppe werden durch Blattknoten eines Schlüsselverteilungsbaums repräsentiert. Der Schlüsselverteilungsbaum ist streng binär, d. h. jeder interne Knoten hat genau zwei Kinder. Jedes Mitglied erzeugt einen eindeutigen secret Key 28, der der Beitrag des Mitglieds zur Erzeugung der internen Knotenschlüssel einschließlich des root Key ist. Interne Knoten gehören zu secret Keys und diese Keys werden als eine Funktion der Schlüssel ihrer Kinder berechnet. Der root Key wird ähnlich berechnet und wird zur Datenverschlüsselung verwendet. Für jeden secret Key k gibt es einen blinded Key k' und einen unblinded Key. Der blinded Key wird berechnet, indem eine gegebene Einwegfunktion auf den secret Key angewendet wird. In Anbetracht eines blinded Key, der mit einer Einwegfunktion berechnet wird, ist es rechnerisch nicht realisierbar, das unblinded Gegenstück des blinded Key zu berechnen. Jedes Mitglied 22 kennt alle Schlüssel der Knoten in seinem Weg zur Wurzel des Baumes und die blinded Keys von Geschwistern der Knoten in seinem Weg zur Wurzel des Baumes und keine anderen blinded oder unblinded Keys. Die blinded Keys werden durch Mitglieder verteilt, die Eigentümer und autorisierte Verteiler dieser Schlüssel sind. Jedes Mitglied 22 berechnet die unblinded Keys der internen Knoten des Baumes in seinem Weg zur Wurzel und den root Key selbst, wobei es die blinded Keys, die es erhält, und seinen eigenen secret Key 28 verwendet. Eine Mischfunktion 34 wird verwendet, um interne Knotenschlüssel aus den blinded Keys der Kinder des Knotens zu berechnen.
  • Jedem Knoten wird eine binäre ID 24 zugeordnet und er ist für die Erzeugung eines secret Key 28 zuständig. Das zu dem Knoten gehörende Mitglied 22 berechnet auch die blinded Version 30 seines Schlüssels 28 und teilt sich ihn mit seinem unmittelbaren Nachbarn im Schlüsselverteilungsbaum 26. Tabelle I liefert einen Pseudocode eines "Finde-Nachbar-Algorithmus", der eine binäre ID von Knoten A nimmt und die binäre ID des Nachbarn von A zurückgibt.
  • Tabelle I
    Figure 00070001
  • Figure 00080001
  • Wie aus 2 ersichtlich ist, ist dem Algorithmus Finde_Nachbar folgend der Nachbar von H(1110) I(1111) und der Nachbar von G(110) ist H(1110). Nachbarn mit IDs 24 gleicher Länge (H und I in 1) werden als unmittelbare Nachbarn bezeichnet und tauschen blinded Versionen 30 ihrer secret Keys 28 miteinander aus. Wenn ein Paar Nachbarn unterschiedliche ID-Längen (G und H in 1) hat, sendet das Mitglied mit der kleineren ID-Größe die blinded Version 30 seines secret Key 28 und erhält den blinded Key 30 des entsprechenden internen Knotens mit der gleichen ID-Länge von dem Mitglied mit der größeren ID-Länge (G erhält k'111 von H). Unter Verwendung der neuen empfangenen Schlüssel berechnen die Mitglieder 22 den secret Key 28 ihrer Eltern. Eine Mischfunktion (typischerweise eine XOR-Funktion) 34 wird verwendet, um interne Knotenschlüssel zu berechnen. In 2 wenden z. B. C und D die Mischfunktion, m, 34 auf die blinded Keys k'010 und k'011 an, um den internen Knotenschlüssel k01 zu berechnen.
  • Blinded Keys 30 werden zwischen Mitgliedern einer Schlüsselzugehörigkeitsgruppe 22a im System 20 ausgetauscht. Schlüsselzugehörigkeitsgruppen sind darauf ausgelegt, die Aufgabe der Schlüsselverteilung unter allen Mitgliedern 22 gleichmäßig zu delegieren. Jedes Mitglied 22 benötigt so viele blinded Keys 30 wie die Länge seiner ID 24, um den root Key zu berechnen. Jeder blinded Key 30 wird von einem anderen Mitglied seiner Schlüsselzugehörigkeitsgruppe 22a geliefert. Für jede Bitposition in der ID eines Mitglieds existiert ein Mitglied 22, das den entsprechenden blinded Key liefert. Das folgende Modul, Finde_Schlüsselzugehörigkeit 33, gibt die ID 24 des Mitglieds 22 und den secret Key 28, den es liefert, entsprechend einer gegebenen Bitposition in der ID eines Mitglieds zurück.
  • Tabelle II
    Figure 00080002
  • Figure 00090001
  • In den 2 und 5 ist das auf H(1110) 40 angewendete Schlüsselzugehörigkeitsmodul 33 dargestellt. In Schritt 60 wird eine einem Knoten entsprechende binäre ID 24 geladen. Die Bitpositionen werden dann ergänzt, Schritt 62. Hier werden die entsprechenden Bitpositionen 1, 2, 3, 4 ergänzt, wodurch I(1111) 42, 1100, 1010, 0110 erhalten wird. Falls der Knoten in Schritt 64 ein Blattknoten ist, werden die den Mitgliedern der Schlüsselzugehörigkeitsgruppe entsprechenden blinded Keys erhalten, Schritt 70. Ist der Knoten kein Blattknoten, wird andernfalls in Schritt 66 bestimmt, ob der Knoten ein interner Knoten ist. Weil hier Knoten mit den letzten drei IDs nicht existieren, werden sie um eine Bitposition nach rechts verschoben, um G(110) 44, F(101) 46 und D(011) 48 als den Rest der Mitglieder in der Schlüsselzugehörigkeitsgruppe 22a von H 40 zu erhalten, Schritte 66 und 68. In Schritt 70 liefern schließlich I 42, G 44, F 46 und D 48 die Schlüssel k'1111, k'110, k'10 bzw. k'0 an H 40.
  • In 6 ist der root Key-Berechnungsprozess für C(010) 50 dargestellt. In Schritt 72 erzeugt C 50 den Schlüssel k010 und sendet seine blinded Version k'010 (mittels der gegebenen Einwegfunktion 32 berechnet, Schritte 74 und 76) an D(011) 48. Ebenso sendet D 48 k'011 an C 50. C und D können dann durch Anwenden der gegebenen Mischfunktion 34 auf k'010 und k'011 einzeln k01 berechnen. Als nächstes sendet C 50 k'01 an A(000) 52 und erhält im Gegenzug k'00, Schritt 78. Nach dem Schlüsselaustausch können A 52 und C 50 k0 berechnen. Nach diesem Schritt können C 50 und G 44 k'0 und k'1 miteinander austauschen. Der root Key wird als eine Funktion von k'0 und k'1 berechnet, Schritt 80. Nach ähnlichen Schritten erwirbt oder berechnet jedes Mitglied 22 der Multicast-Gruppe k'0 und k'1 und berechnet dann den root Key. Alle Schlüssel werden vor der Übertragung mit dem public Key des Empfängers verschlüsselt. Es sei darauf hingewiesen, dass C 50 nur die blinded Keys der Geschwister der Knoten in seinem Weg zur Wurzel 54 erhält. Mittels dieser Schlüssel kann er die unblinded Keys der Knoten in seinem Weg zur Wurzel 54 berechnen. C 50 verschlüsselt eine Nachricht mit dem root Key, der berechnet worden ist, Schritt 82. Die verschlüsselte Nachricht wird durch C 50 an Mitglieder 22 des Kommunikationssystems 20 rundgesendet (multicast), Schritt 84.
  • Definition des "Nachbar-von"-Satzes
  • Jedes Mitglied X 22 unterhält einen Nachbar-von-Satz NX, der aus allen Mitgliedern besteht, für die X der Nachbar ist. Im vorliegenden Beispiel besteht NH aus G 44 und I 42. Jedes Mitglied 22 überwacht die Mitglieder in seinem Nachbar-von-Satz und leitet ID-Aktualisierungs- und Schlüssel-Aktualisierungsprozesse ein, wenn ein Nachbar austritt. Die Elemente von Nachbar-von-Sätzen können sich während Beitritten oder Austritten ändern und die Beitritts- und Austrittssprotokolle liefern an die Mitglieder auch Informationen zum Aktualisieren dieser Sätze. Nachdem im System 20 ein Beitritt oder ein Austritt erfolgt, erkennen alle Mitglieder 22 während des Schlüsselwechselprozesses die Änderung der Gruppenmitgliedschaft. Jedes Mitglied 22 ist für die Aktualisie rung seines Nachbar-von-Satzes unter Verwendung der ID 24 des beitretenden oder austretenden Hosts zuständig.
  • Protokollprozedur "Beitreten" Nr. 1
  • Ein künftiges Mitglied kann an einem beliebigen Knoten des Schlüsselverteilungsbaums 26 beitreten. Zur Erhöhung der Effizienz ist es jedoch wünschenswert zu steuern, an welchem Knoten ein künftiges Mitglied beitritt, um den Schlüsselbaum ausgeglichen zu halten. Das System 20 gleicht den Baum 26 lokal aus, indem es Mitglieder 22 im Baum auswählt, die sich innerhalb eines administrativ oder mittels Lebenszeit (Time-to-Live, TTL) beschränkten Bereich (administratively bzw. TTL scoped area) befinden. Ein Beispiel für einen administrativ beschränkten Bereich beinhaltet die Beschränkung einer Nachricht auf einen steuerbar ausgedehnten Bereich wie z. B. ein 5 Personen umfassendes LAN (lokales Netz), auf ein LAN einer Abteilung, auf ein LAN einer Sparte, auf ein WAN (Weitverkehrsnetz) einer Firma. Ein Beispiel für einen mittels TTL beschränkten Bereich beinhaltet die Beschränkung der Anzahl Router-Weiterleitungen (Teilstrecken), die eine Nachricht auf ihrer Reise erleben kann. Die künftigen Mitglieder treten bei einem lokalen Mitglied der Multicast-Gruppe mit der kleinsten ID-Länge innerhalb des beschränkten Bereichs bei. Bei unerwünschten alternativen Ansätzen müssen eine oder mehrere Entitäten einen Schnappschuss des Schlüsselverteilungsbaums 26 unterhalten. Um z. B. alle Mitglieder 22 der Gruppe und ihre Positionen im Schlüsselbaum 26 zu verfolgen, werden entweder Mitgliedsstatus-Reportmeldungen an die gesamte Gruppe oder eine zentrale Entität, die alle Beitritte und Austritte verfolgt, rundgesendet. Die erste Alternative erzeugt übermäßigen Verkehr im Netzwerk und die zweite hat einen single point of failure.
  • In den 3 und 7 ist J 56 ein neues Mitglied, das bei C 50 beitritt, Schritt 86. Beim Verifizieren der Berechtigungsnachweise von J teilt C seine ID 010 (in 3 dargestellt) auf, behält 0100 für sich und ordnet 0101 J 56 zu, Schritt 88. C 50a ändert auch seinen secret Key 28 und sendet die blinded Version seines neuen Schlüssels an J 56. J 56 erzeugt einen eigenen secret Key 28 und überträgt die blinded Version an C 50a, Schritte 90, 92 und 94. Es sei darauf hingewiesen, dass sich wegen des Beitritts alle Schlüssel, die internen Knoten im Weg von J 56 zur Wurzel 54 entsprechen, ändern. J 56 benötigt alle unblinded Keys der schwarz dargestellten Knoten und die blinded Keys der grau dargestellten Knoten in 3. Es sei darauf hingewiesen, das sich keiner der C 50a bekannten blinded Keys geändert hat, und daher kann es alle neuen Schlüssel, die den Knoten 010, 01 und 0 entsprechen, und den root Key berechnen, sobald es k'J erhält. Nun benötigt J 56 die 011, 00 und 1 entsprechenden blinded Keys. Mittels des früher vorgestellten Moduls 33 Finde_Schlüsselzugehörigkeitsgruppe() bestimmt es, dass Knoten mit den IDs 011(D), 000(A) und 110(G) die Mitglieder seiner Schlüsselzugehörigkeitsgruppe sind, Schritt 98. Es sei darauf hingewiesen, dass diese Knoten und ihre Nachbarn auch die blinded Keys benötigen, die J 56 kennt oder berechnen kann. Genauer sendet J 56 k'010 an D 48 und erhält von D 48 k'011. Dann berechnet es k'01, sendet ihn an A 50 und erhält im Gegenzug k'011, Schritt 100. A 50 muss auch k'01 mit k00 verschlüsselt lokal rundsenden, der nur von A 50 und B 58 entschlüsselt werden kann. Nun kann J 56 k' berechnen, den es an G 44 sendet, es erhält dafür k'1 und berechnet den root Key für sich selbst, Schritt 102. G 44 sendet k'0 mit k1 verschlüsselt rund, der nur von E 60, F 46, G 44, H 40 und I 42 zu entschlüsseln ist. Nach den obigen Schlüsselaustauschen haben alle autorisierten Mitglieder die Schlüssel, die sie zum Berechnen des neuen root Key benötigen. Insgesamt gibt es während eines Beitritts O(logn) Unicast-(Punkt-zu-Punkt-)Nachrichten und O(logn) Teilgruppen-Multicast-Nachrichten. Es ist zu bemerken, dass die Multicast-Nachrichten auf eine mittels TTL beschränkte oder administrativ beschränkte Zone eingeschränkt sind, weil sie nur an ausgewählte Teilgruppen innerhalb der Multicast-Gruppe gesendet werden müssen. Im folgenden Modul 62 "Beitreten()" wird der Beitrittsprozess verallgemeinert Es verwendet das neue Mitglieder und die ID 24 eines vorhandenen Mitglieds als Argumente. Im Modul gibt k' den von M an X gesendeten Schlüssel an.
  • Tabelle III
    Figure 00120001
  • Figure 00130001
  • Protokollprozedur "Beitreten" Nr. 2
  • Bei einer anderen Prozedur für den Beitritt zur Multicast-Gruppe sendet ein neues Mitglied eine beschränkte (scoped) Multicast-Nachricht an Mitglieder der Multicast-Gruppe, der es beitreten möchte. Die Nachricht besteht aus der Authentifizierungs-Information des neuen Mitglieds sowie seiner Unicast-(z. B. IP-)Adresse. Wie aus den 3 und 7 ersichtlich ist, reagiert C 50 auf die Beitrittsanforderung von J 56, Schritt 86. Beim Verifizieren der Berechtigungsnachweise von J teilt C seine ID 010 (in 1 dargestellt) auf, behält 0100 für sich und ordnet 0101 J 56 zu, Schritt 88. Als Nächstes ändert C 50 seinen secret Key und sendet die blinded Version seines neuen Schlüssels sowie alle ihm bekannten blinded Keys (in 3 grau dargestellt) an J 56. Es sendet auch seine Unicast-Adresse an J 56, weil es der Nachbar von J ist, Schritt 104. J 56 erzeugt einen eigenen secret Key und überträgt (durch Unicasting) die blinded Version an C 50a, Schritt 106. Es sei darauf hingewiesen, dass sich we gen des Beitritts alle Schlüssel, die internen Knoten (in 3 schwarz dargestellt) im Weg von J 56 zur Wurzel 54 entsprechen, ändern. Es sei darauf hingewiesen, dass C 50a und J 56 alle neuen Schlüssel, nämlich k010, k01 und k0 und den root Key berechnen können, Schritt 108. Die Kinder der internen Knoten 011, 00 und 1 benötigen die blinded Keys k'010, k'01 und k'0. C 50 ist dafür zuständig, sie zu senden, und verwendet die Schlüssel k'011, k'00 bzw. k'1, um sie zu verschlüsseln, und sendet die verschlüsselten Schlüssel durch Multicasting, Schritt 110. Es sei darauf hingewiesen, dass:
    • – C, J und D k'010 entschlüsseln können,
    • – A, B, C, J und D k'01 entschlüsseln können und
    • – A, B, ... und I k'0 abrufen können.
  • Alle obigen Schlüsselbesitze stimmen mit der Schlüsselverteilungsregel überein, dass alle Mitglieder die unblinded Keys in ihrem Weg zur Wurzel 54 und die blinded Keys der Geschwister der Knoten in ihrem Weg zur Wurzel 54 kennen. Nach den obigen Schlüsselaustauschen haben alle autorisierten Mitglieder die Schlüssel, die sie zum Berechnen des neuen root Key benötigen. Insgesamt gibt es eine einzige Unicast-Nachricht, die aus O(logn) Schlüsseln und O(logn) Mulicast-Nachrichten besteht, die jeweils aus einem einzigen Schlüssel bestehen. Es sei darauf hingewiesen, dass Mitglieder die Unicast-Adressen der Mitglieder in ihrem Nachbar-von-Satz kennen müssen. Alle anderen Schlüssel werden unter Verwendung der Gruppen-Multicast-Adressen gesendet. Diese Eigenschaft trägt zur verteilten Natur des Protokolls bei. Ferner müssen Mitglieder bei unserem Protokoll keine Tabellen zur Übersetzung von IDs in Unicast-Adressen für alle Mitglieder unterhalten.
  • Synchronisierte Beitritte
  • Interne Knotenschlüssel können auf mehrere Arten aktualisiert werden. Die einfachste besteht in der Berechnung eines internen Knotenschlüssels, immer dann, wenn sich die Schlüssel eines seiner Kinder ändern. Bei Vorhandensein mehrerer gleichzeitiger Beitritte funktioniert jedoch der einfache Ansatz möglicherweise nicht. Genauer gesagt, können Mitglieder in verschiedenen Teilen des Baumes 26 verschiedene Versionen eines internen Knotenschlüssels haben, was dadurch die Gruppe funktionsunfähig machen würde. Ein Verfahren zum Synchronisieren gleichzeitiger Beitritte ist deshalb wünschenswert.
  • Das erste Verfahren, ein Versionswartungsansatz, zum Synchronisieren gleichzeitiger Beitritte verfangt die Wartung der Versionsnummer aller interner Knotenschlüssel. Wenn ein Mitglied zwei Versionen desselben Schlüssels durch Multicasting empfängt, verwendet es die Misch-(XOR-)Funktion 34, um beide Schlüssel zu kombinieren. Wenn mehr als zwei Versionen desselben Schlüssels empfangen werden, wird die Mischfunktion 34 mehrmals angewendet, um den neuen Schlüssel zu erzielen. Da die XOR-Funktion assoziativ ist, werden alle Mitglieder denselben Schlüssel berechnet haben. Ein Nachteil des Versionswartungsansatzes besteht darin, dass jeder Schlüssel mit einem gewissen Overhead verbunden sein wird.
  • Ein alternatives Verfahren zum Synchronisieren simultaner Beitritte verlangt die Verwendung der Mischfunktion 34 zum Aktualisieren der internen Knotenschlüssel bei allen Gelegenheiten. Mit anderen Worten: Interne Knotenschlüssel werden immer durch Anwenden der Mischfunktion 34 auf den alten Schlüssel und den neuen erhaltenen oder berechneten Schlüssel erzielt. Das zweite Verfahren ist hinsichtlich der Speicherung effizienter und das erste erfordert weniger Verarbeitungszeit zur Berechnung interner Knotenschlüssel.
  • B. Protokoll "Austreten"
  • Tritt ein Mitglied 22 aus, leitet sein Nachbar den Schlüsselwechselprozess ein. Ist der Nachbar das Geschwister des abgehenden Mitglieds, nimmt er die Position seiner Eltern im Schlüsselverteilungsbaum ein. Andernfalls teilt er den Nachkommen des Geschwisters des abgehenden Mitglieds mit, ihre IDs zu ändern. In jedem Fall ändert der Nachbar seinen secret Key 28 und leitet den Schlüsselwechselprozess ein. Er sendet die neuen Schlüssel an die Mitglieder seiner Schlüsselzugehörigkeitsgruppe und diese sind für die Verbreitung der neuen Schlüssel an die entsprechenden Mitglieder in ihren Teilgruppen zuständig. Im Rest dieses Abschnitts werden der ID-Aktualisierungsprozess und danach der Schlüsselwechselprozess beschrieben.
  • X ist der abgehende Knoten und Y (= Nachbar(X)) ist sein Nachbar, Schritt 112. Wenn Y dieselbe ID-Länge wie X hat, verschiebt Y seine ID um eine Bitposition nach rechts, um seine neue ID zu erhalten. Wenn die ID von Y länger als die von X ist, ändern das Geschwister von X und seine Nachkommen ihre IDs wie folgt. Es sei darauf hingewiesen, dass sich jeder Nachkomme Z des Geschwisters von X einen Schlüssel mit X teilt. Wenn Z = bhbh-1 ... bi+1 bibi-1 ... b2b1, wäre die ID von Z nach dem Abgang bhbh-1 ... bi+1bi-1 ... b2b1, wobei i die Differenz der Länge der ID von Z und der ID von X plus eins ist, Schritt 114. In beiden Fällen erzeugt Y den neuen secret Key und leitet den Schlüsselwechselprozess ein, Schritt 116. Wenn E in 4 austritt, erhält F die ID 10 und erzeugt einen neuen secret Key. Tritt G aus, erhalten H und I die IDs 110 bzw. 111 und H erzeugt den neuen secret Key.
  • In 4 tritt C 50 aus der Multicast-Gruppe aus. J 56 nimmt den Abgang zur Kenntnis und ändert seine ID von 0101 in 010 und erzeugt einen neuen secret Key 28 für sich selbst. Folglich ändern sich interne Knotenschlüssel auf J's Weg zur Wurzel 54 und J 56 ist für die Einleitung von Schlüsselaustauschen mit seinen Gegenstücken, 011(D), 000(A) und 110(G) zuständig, wie früher in diesem Abschnitt definiert. J 56 sendet den blinded Key k'010 an D 48. J 56 und D 48 können nun k01 berechnen. Dann sendet J 56 k'01 an A 52, das dafür zuständig ist, sich ihn mit allen Mitgliedern zu teilen, die k00 haben. Schließlich sendet J 56 k'0 an G 44, das wiederum k'0 an alle Mitglieder sendet, die k1 haben. Es ist zu beachten, dass J 56 im Gegenzug keine Schlüssel von D 48, A 52 oder G 44 benötigt, Schritt 118. Es verfügt bereits über die blinded Keys, die es zum Berechnen des root Key benötigt, Schritt 120. Während das abgehende Mitglied C 50 alle diese blinded Keys ebenfalls kennt, kennt es keine unblinded Keys, die es benötigt, und daher kann es den root Key weder berechnen noch erwerben. Ein Abgang resultiert in O(logn) Multicast-Nachrichten, wobei jede Nachricht einen einzigen verschlüsselten secret Key mit sich trägt. Im Folgenden ist eine Verallgemeinerung des Schlüsselwechselprozesses aufgeführt, nachdem ein Mitglied von der Gruppe abgeht.
  • Tabelle IV
    Figure 00160001
  • Figure 00170001
  • Sichere Datenkommunikation
  • Alle Mitglieder in der Multicast-Gruppe können den root Key mit den gegebenen Schlüsseln berechnen. Ein Mitglied, das Daten zu senden hat, verschlüsselt die Daten mit dem root Key und sendet ihn über herkömmliche Multicast-Kanäle (z. B. MBONE = Multicast Backbone). Andere Mitglieder können die Daten ohne weitere Schlüsselaustausche entschlüsseln. Das Protokoll ermöglicht auch die sichere Teilgruppenkommunikation. Ein Absender kann geheime Daten an eine Teilgruppe von Mitgliedern senden, indem er den Schlüssel verschlüsselt, den er sich mit der Teilgruppe teilt.
  • Gruppe verschmelzen
  • Es ist möglich, unabhängige Kommunikationssysteme, die gemäß den Prinzipien der Erfindung strukturiert sind, miteinander effizient zu verschmelzen, um eine einzige Many-to-many-Multicast-Gruppe zu bilden. Um zwei Gruppen miteinander zu verschmelzen, die ungefähr die gleiche Größe aufweisen, wird ein neuer gemeinsamer Gruppenschlüssel berechnet, indem die Mischfunktion 34 auf die bestehenden root Keys angewendet wird. Mitglieder mit IDs 1+ (Beispiel: 1, 11, 111 usw.) oder IDs 0+ (Beispiel: 0, 00, 000 usw.) können als Standard-Repräsentanten einer Gruppe dienen und die Gruppenverschmelzung einleiten. Wenn eine der Gruppen wesentlich flacher als die andere Gruppe ist, tritt die flachere Gruppe am flachsten Punkt des tieferen Baumes bei. Ein solcher Gruppenbeitritt ähnelt einem Beitritt und das Mitglied 22 mit der ID 0+ (oder 1+) ändert seinen secret Key und leitet den Schlüsselwechsel ein.
  • Netzwerkpartitionen und die Gruppenaustritts-Operation
  • Nachbarn können Netzwerkpartitionen bemerken, indem sie einen wiederholten Entdeckungsprozess verfolgen. Wenn z. B. der Nachbar eines Mitglieds keine Herzschlagnachricht (heartbeat message) sendet, kann das entsprechende Mitglied 22 annehmen, dass der Nachbar nicht verfügbar ist, oder das Mitglied kann einen Entdeckungsprozess einleiten, um festzustellen, ob andere in der Teilgruppe verfügbar sind. Für diesen Entdeckungsprozess können Teilgruppen-Multicast-Adressen verwendet werden.
  • Man beachte, dass Mitglieder jedes Teilbaums im Schlüsselbaum innerhalb sich selbst kommunizieren können, indem sie den blinded Key des internen Knotens verwenden, den sie gemeinsam haben. Im Falle von Netzwerkpartitionen ist es daher allen verbundenen Teilgruppen möglich, innerhalb sich selbst zu kommunizieren.
  • Ausgleichen des Schlüsselbaumes
  • Der Schlüsselbaum sollte zur effizienten Verteilung der secret Keys ausgeglichen sein. Die Verwendung intelligenter Beitrittsalgorithmen verhindert die Bildung eines unausgeglichenen Baumes. Das Beitrittsprotokoll verlangt, dass zukünftige Mitglieder bei einem bestehenden Absender, der die kleinste ID-Länge hat, beitreten. Da jedoch Beitrittsanforderungen an Absender in einem beschränkten (lokalen) Bereich gesendet werden, gibt es vielleicht keinen global ausgeglichenen Baum. Ferner kann in einem unausgeglichenen Baum eine Reihe von Blättern resultieren. Es ist möglich, den Baum neu auszugleichen, indem eine Gruppenaustritts- oder eine Gruppenverschmelzungs-Operation erzwungen wird. Mittels einer intelligenten Auswahl einer Lage für eine Gruppenverschmelzung kann ein ausgeglichener Baum neu aufgebaut werden.
  • Sichere Few-to-many-Gruppenkommunikation
  • Eine alternative Ausführungsform der Erfindung schafft eine sichere Few-to-many-Gruppenkommunikation. Eine Klasse von Multicasting-Anwendungen hat eine kleine Menge Mitglieder, die Absender, die die Daten senden, und die anderen, die Empfänger, die die Daten empfangen. Alle Absender sind auch Empfänger. Über das Internet durch Multicasting übertragene Podiumsdiskussionen und Online-Firmenbesprechungen, bei denen Filialleiter die Strategie besprechen, während andere Mitarbeiter zuhören, sind Beispiele für die Few-to-many-Gruppenkommunikation. Einige der oben besprochenen Anwendungen erfordern zur brauchbaren Verwendung auch die Geheimhaltung von Daten. Da die Absender die Daten besitzen, ist es beim Entwurf eines Vertrauensmodells offensichtlich, dass sie die die Multicast-Gruppe steuern können müssen. Im vorliegenden Kontext besteht die Steuerung in der Gruppenzugriffssteuerung, der Verteilung des secret Key usw. Es ist wünschenswert, dass die Absender gleiche Steuerungsmöglichkeiten haben, gleiches Vertrauen genießen und auch einen gleichen Anteil des Protokollverarbeitungs-Overheads übernehmen.
  • Teilgruppen
  • In 9 ist ein gemäß den Prinzipien der vorliegenden Erfindung ausgelegtes Few-to-many-Kommunikationssystem 122 dargestellt. Die Absender gehören zur Teilgruppe 124 eines Absenders, die sich einen gemeinsamen Gruppenschlüssel (Root Key0) teilt und die Prinzipien der Erfindung anwendet. Der Schlüsselwechsel während Beitritten und Austritten ist identisch mit demjenigen der Ausführungsform für Many-to-many-Kommunikation. Die Empfänger bilden n Empfänger-Teilgruppen 126. Mitglieder einer Empfänger-Teilgruppe 126 teilen sich einen gemeinsamen Gruppenschlüssel (Root KeyI, 1 ≤ I ≤ n) untereinander und wenden ebenfalls die Prinzipien der Erfindung an. Mittels des entsprechenden root Key kann jedes Teilgruppen-Mitglied 22 mit anderen Mitgliedern derselben Teilgruppe kommunizieren.
  • Jede Empfänger-Teilgruppe hat mindestens einen Absender als ein Mitglied 22b, wie in 9 gezeigt. Mit anderen Worten: Einige Absender gehören zwei Teilgruppen an, der Gruppe der Absender, und einer der Gruppen der Empfänger. Der Absender 22b, der Teil einer Empfänger-Teilgruppe ist, ist für die Gruppensteuerung der betreffenden Teilgruppe zuständig. Es ist zu beachten, dass Gruppenmanagement-Overhead jedoch unter allen Mitgliedern der Empfänger-Teilgruppe nach den Prinzipien der Erfindung verteilt wird.
  • Few-to-many-Gruppenbildung
  • Eine Few-to-many-Gruppe kann sich auf mehrer verschiedene Arten bilden. Beispielsweise bilden die Absender zuerst die Absender-Teilgruppe 124. Einige der Absender können dann beginnen, Mitgliedsanforderungen von den Empfängern anzunehmen und Empfänger-Teilgruppen 126 zu bilden. Unser Protokoll ermöglicht auch eingeschränkte Datenübertragung durch einige der Empfänger. Möchte ein Empfänger Daten senden, kontaktiert er den Absender, der die Teilgruppe steuert, zu der er gehört. Genehmigt der Absender die Datenübertragung durch den Empfänger, leitet er sie an alle Mitglieder der neuen Few-to-many-Gruppe 122 weiter.
  • Alternativ können zuerst Empfänger-Teilgruppen 126 gebildet werden und dann bilden Leiter von den Teilgruppen die Absender-Teilgruppe 124, um eine Few-to-many-Kommunikation einzuleiten. Beispiele für solche Few-to-many-Gruppen sind Firmenbesprechungen. Hat das Unternehmen ABC z. B. mehrere Filialen M, N, ..., Z, bildet jeder Filialstandort zuerst die Empfängergruppen 126. Manager (Leiter) von jeder Gruppe bilden dann die Absender-Teilgruppe 124 und beginnen eine Few-to-many-Kommunikation.
  • Sichere Kommunikation
  • Jeder Absender erzeugt einen Sitzungsschlüssel und sendet mit ihm verschlüsselte Daten an die Few-to-many-Gruppe. Dann leitet er den mit Root Key0 verschlüsselten Sitzungsschlüssel an die Teilgruppe des Absenders 124 weiter. Jeder Absender 22b, der ein Mitglied einer Empfänger-Teilgruppe 126 ist, entschlüsselt den Sitzungsschlüssel, verschlüsselt ihn mit dem Empfänger-Teilgruppenschlüssel und leitet ihn weiter. In 9 entschlüsselt S1 den Sitzungsschlüssel mittels Root Key0 und verschlüsselt ihn mittels Root Key1. Die Verwendung eines nach dem Zufallsprinzip erzeugten Sitzungsschlüssels für die Datenübertragung gewährleistet, dass die Empfänger keine Daten senden können.
  • Alternativ ist es möglich, den Absender-Teilgruppenschlüssel, Root Key0, für die Datenübertragung zu verwenden. In diesem Fall müssen Multicast-Router jegliche von den Empfängern gesendete Daten filtern.

Claims (19)

  1. System zur verteilten Gruppenschlüsselverwaltung, um eine sichere Kommunikation zwischen einer Mehrzahl Mitglieder (22) bereitzustellen, das einen binären Verteilungsbaum (26) hat, um eine Kommunikationsstruktur zu definieren, wobei der Baum Zweige als Verbindungen zwischen zwei beliebigen Knoten und Wege definiert, die einen oder mehrere Zweige umfassen und die zwischen einem internen Knoten und einem Blattknoten verlaufen; wobei der binäre Verteilungsbaum einen Wurzelknoten und mindestens einen interessierenden internen Knoten enthält, der mindestens zwei sich davon erstreckende Blattknoten hat, und der interne Knoten einen blinded Key (Schlüssel) (30) und einen unblinded Key hat; ein erstes Mitglied, das einem der beiden Blattknoten zugeordnet ist, wobei das erste Mitglied enthält: eine eindeutige binäre ID (24), die zum entsprechenden Blattknoten gehört, dem des erste Mitglied zugeordnet ist; einen ersten secret Key (28) zur Beteiligung an der Erzeugung des blinded Key des internen Knotens; und einen blinded Key, der vom ersten secret Key zum Austausch mit einem blinded Key eines zugehörigen Mitglieds abgeleitet ist, gekennzeichnet durch eine zum ersten Mitglied gehörige Key-Association-Gruppe zum Teilen von Schlüsselverteilungsaufgaben, wobei die Key-Association-Gruppe aus zugehörigen Mitgliedern besteht, wobei ein zugehöriges Mitglied der Key-Association-Gruppe zu einem Blattknoten in einem Weg gehört, der von jedem der internen Knoten in einem Wurzelweg zwischen dem Wurzelknoten und dem ersten Mitglied verläuft; und wobei das erste Mitglied den blinded Key von mindestens einem anderen zugehörigen Mitglied und den ersten secret Key zu verwenden vermag, um einen unblinded Key des internen interessierenden Knotens zu erzeugen, der zum Verschlüsseln von Daten zu verwenden ist, die zwischen Mitgliedern ausgetauscht werden, die sich auf Wegen befinden, die vom internen interessierenden Knoten abhängen.
  2. System zur verteilten Gruppenschlüsselverwaltung gemäß Anspruch 1, bei dem das erste Mitglied ferner einen secret Key-Generator zum Erzeugen des ersten secret Key des ersten Mitglieds enthält.
  3. System zur verteilten Gruppenschlüsselverwaltung gemäß Anspruch 1, bei dem das erste Mitglied ferner ein Key-Association-Gruppenmodul zum Bestimmen der Key-Association-Gruppe, die zum ersten Mitglied gehört, enthält.
  4. System zur verteilten Gruppenschlüsselverwaltung gemäß Anspruch 1, bei dem das erste Mitglied ferner ein blinded Key-Modul zum Erzeugen eines blinded Key des ersten Mitglieds aus dem ersten secret Key des ersten Mitglieds enthält.
  5. System zur verteilten Gruppenschlüsselverwaltung gemäß Anspruch 4, bei dem das blinded Key-Modul eine Einwegfunktion zum Erzeugen des blinded Key des ersten Mitglieds enthält.
  6. System zur verteilten Gruppenschlüsselverwaltung gemäß Anspruch 1, bei dem der erste interne Knoten ein Wurzelknoten ist.
  7. System zur verteilten Gruppenschlüsselverwaltung gemäß Anspruch 1, bei dem das erste Mitglied ferner enthält: ein Key-Association-Gruppenmodul zur Bestimmung der Key-Association-Gruppe, die zum ersten Mitglied gehört; einen secret Key-Generator zum Erzeugen eines secret Key des ersten Mitglieds; und ein blinded Key-Modul zum Erzeugen des blinded Key aus dem ersten secret Key des ersten Mitglieds.
  8. System zur verteilten Gruppenschlüsselverwaltung gemäß Anspruch 1, bei dem der zweite Zweig ein erstes Mitglied enthält, das ein Mitglied der Key-Association-Gruppe ist, die zum ersten Mitglied des ersten Zweigs gehört; und das erste Mitglied ferner ein unblinded Key-Modul mit einer Mischfunktion enthält, um den unblinded Key des ersten internen Knotens aus dem blinded Key des ersten Mitglieds des ersten Zweigs und den blinded Key des ersten Mitglieds des zweiten Zweigs zu bestimmen, bei dem es sich um ein Key-Association-Gruppenmitglied handelt, das zum ersten Mitglied des ersten Zweigs gehört.
  9. System zur verteilten Gruppenschlüsselverwaltung gemäß Anspruch 1, bei dem das erste Mitglied ferner enthält: ein Key-Association-Gruppenmodul zur Bestimmung der Key-Association-Gruppe, die zum ersten Mitglied gehört; einen secret-Key-Generator zum Erzeugen eines ersten secret Key des ersten Mitglieds; und ein blinded Key-Modul mit einer Einwegfunktion zum Erzeugen des blinded Key des ersten Mitglieds aus dem ersten secret Key des ersten Mitglieds; und ein unblinded Key-Modul mit einer Mischfunktion zum Bestimmen des unblinded Key des ersten internen Knotens.
  10. Verfahren zur Bereitstellung einer sicheren Kommunikation zwischen mindestens zwei präsenten Mitgliedern (22), die Schritte aufweisend: Bereitstellen eines binären Baums (26) mit einem Wurzelknoten (54), einer Mehrzahl interne Knoten, die sich von diesem aus nach unten erstrecken, und mindestens zwei Blattknoten, die sich von einem der internen Knoten aus erstrecken, wobei ein Zweig eine Verbindung zwischen zwei beliebigen Knoten im binären Verteilungsbaum ist und ein Weg einen oder mehrere Zweige umfasst, die sich zwischen einem internen Knoten und einem Blattknoten erstrecken; Zuordnen jedes der präsenten Mitglieder zu den Blattknoten, wobei jedes der präsenten Mitglieder einen Wurzelweg hat, der von einem Blattknoten zum Wurzelknoten verläuft; Zuordnen einer binären ID (24) zu den internen Knoten und den Blattknoten; Zuordnen eines secret Key (28) und eines blinded Key (30) zu jedem der Blattknoten, wobei der blinded Key vom secret Key abgeleitet wird; gekennzeichnet durch die Schritte: Bestimmen einer Key-Association-Gruppe, die zu einem der beiden präsenten Mitglieder gehört, wobei die Key-Association-Gruppe aus zugehörigen Mitgliedern besteht zum Teilen der Teilen der Schlüsselverteilungsaufgaben, wobei ein zugehöriges Mitglied der Key-Association-Gruppe zu einem Blattknoten gehört, der von jedem der internen Knoten in einem Wurzelweg zwischen dem Wurzelknoten und dem einen präsenten Mitglied verläuft; Austauschen von blinded Keys zwischen dem einen präsenten Mitglied und seinen zugehörigen Mitgliedern in der Key-Association-Gruppe; und Berechnen der unblinded Keys der internen Knotens im Wurzelweg des einen präsenten Mitglieds unter Verwendung des secret Key, der zu dem einen präsenten Mitglied gehört, und der blinded Keys, die von seinen zugehörigen Mitgliedern in der Key-Association-Gruppe empfangen werden.
  11. Verfahren nach Anspruch 10, bei dem der Schritt der Zuordnung eines secret Key ferner das Erzeugen dieses secret Key aufweist.
  12. Verfahren nach Anspruch 10, bei dem der Schritt der Zuordnung eines secret Key ferner das Erzeugen eines blinded Key aus dem secret Key mittels einer Einwegfunktion aufweist.
  13. Verfahren nach Anspruch 10, ferner den Schritt der Verwendung eines sicheren Kanals aufweisend.
  14. Verfahren nach Anspruch 13, bei dem der Schritt der Verwendung eines sicheren Kanals ferner die Verwendung eines public Key enthält, um den blinded Key des präsenten Mitglieds und die blinded Keys der zugehörigen Mitglieder zu verschlüsseln.
  15. Verfahren nach Anspruch 10, bei dem der Schritt der Bestimmung des unblinded Key im Wurzelweg des internen Knotens ferner das Anwenden einer Mischfunktion auf den blinded Key enthält, der zum ersten Zweigknoten gehört.
  16. Verfahren nach Anspruch 10, ferner den Schritt des Entfernen eines ausscheidenden Mitglieds aus dem binären Baum aufweisend.
  17. Verfahren nach Anspruch 16, bei dem der Schritt des Entfernens ferner die Schritte enthält: Aktualisieren der binären ID der präsenten Mitglieder; Erzeugen eines neuen secret Key für einen Nachbarn des ausscheidenden Mitglieds, wobei der Nachbar das präsente Mitglied ist, das sich dem ausscheidenden Mitglied am nächsten befindet, und der Nachbar einen Wurzelweg und eine Key-Association-Gruppe hat, die mindestens ein zugehöriges Mitglied enthält; Veranlassen eines Tauschs der blinded Keys zwischen dem Nachbarn und dem zugehörigen Mitglied der Key-Association-Gruppe des Nachbarn, wobei der Nachbar den Schlüsseltausch initiiert; und Bestimmen der unblinded Keys der internen Knoten des Wurzelwegs des Nachbarn.
  18. Verfahren nach Anspruch 10, ferner den Schritt des Hinzufügens eines neuen Mitglieds zum binären Baum aufweisend.
  19. Verfahren nach Anspruch 18, bei dem der Schritt des Beitretens eines neuen Mitglieds ferner aufweist: Senden einer Beitrittsanforderung vom neuen Mitglied zu einem lokalen Mitglied der präsenten Mitglieder; Genehmigen einer Beitrittsanforderung; Teilen der binären ID des lokalen Mitglieds in eine erste ID und eine zweite ID, wobei die erste ID dem lokalen Mitglied und die zweite ID dem neuen Mitglied zugeordnet wird; Erzeugen eines neuen secret Key für das lokale Mitglied; Erzeugen eines ersten secret Key für das neue Mitglied; Erzeugen eines blinded Key für das lokale Mitglied aus dem neuen secret Key; Erzeugen eines blinded Key des neuen Mitglieds aus dem ersten secret Key; Austauschen des blinded Key des neuen Mitglieds gegen den blinded Key des lokalen Mitglieds; Bestimmen einer Key-Association-Gruppe, die zum neuen Mitglied gehört, um die Schlüsselverteilungsaufgaben zu teilen, wobei die Key-Association-Gruppe des neuen Mitglieds einen Gruppenknoten enthält, der jedem internen Knoten im Wurzelweg entspricht, das neue Mitglied einem Blattknoten im ersten Zweig des Wurzelwegs des internen Knotens zugeordnet wird, der Gruppenknoten ein zuge höriges Mitglied hat und jedes zugehörige Mitglied einem Blattknoten im anderen Zweig des Wurzelwegs des internen Knotens des neuen Mitglieds zugeordnet wird; das neue Mitglied dem zugehörigen Mitglied der neuen Mitglieder-Key-Association-Gruppe einen blinded Key sendet, der zu einem ersten Knoten im ersten Zweig des Wurzelwegs des internen Knotens gehört; das zugehörige Mitglied der neuen Mitglieder-Key-Association-Gruppe einen blinded Key an das neue Mitglied sendet, der zum Gruppenknoten im anderen Zweig des Wurzelwegs des Wurzelwegs des internen Knotens gehört; und Bestimmen eines unblinded Key des Wurzelwegs des internen Knotens des neuen Mitglieds aus dem blinded Key, der zu einem anderen Zweigknoten des neuen Mitglieds gehört, und des blinded Key, der zum ersten Knoten des neuen Mitglieds gehört.
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