Протоколы для конференц-связи
До сих пор мы рассматривали протоколы распределения ключей для двух участников. Предположим теперь, что группе из нескольких абонентов синхронной сети связи необходимо выработать общий секретный ключ, общаясь между собой по открытым для прослушивания каналам. Такая необходимость может возникнуть, например, при организации телеконференции, поэтому протоколы, предназначенные для этой цели, называются протоколами для конференц-связи. 
Протокол Ингемарссона -- Танга -- Вонга 
Мы приведем протокол для конференц-связи, являющийся обобщением протокола Диффи -- Хеллмана и предложенный в работе Ингемарссона, Танга и Вонга. Введем обозначения. Пусть  -- число абонентов, желающих выработать общий секретный ключ. Обозначим этих абонентов элементами кольца , сложение и вычитание в котором будет обозначаться через и . Предполагается, что всем абонентам известны большое простое число и порождающий группы . 
Протокол состоит из шагов. Каждый шаг (скажем, -й) состоит в том, что каждый абонент вычисляет сообщение и, если , посылает его абоненту . Действия абонента на -м шаге в этом протоколе имеют следующий вид: 
    I. Если , то выбрать , вычислить и переслать его абоненту . 
    II. Если , то вычислить , используя сообщение , полученное от абонента на -м шаге. Если , то переслать сообщение абоненту . Если же , то положить в качестве общего секретного ключа. 
Очевидно, что в этом протоколе , и общий секретный ключ каждого абонента равен .
Стойкость против многоканального подслушивания 
Рассмотрим произвольный протокол распределения ключей для конференц-связи, в процессе работы которого используется каналов связи между участниками. Обозначим через максимум по всем таким числам , что если (пассивный) противник прослушивает любые каналов, то он не может найти общий секретный ключ с не пренебрежимо малой вероятностью. Назовем отношение стойкостью против многоканального подслушивания (multitap resistance, MTR) данного протокола. Очевидно, что MTR может принимать значения от 0 до 1. 
Вернемся к протоколу из предыдущего пункта. Пусть обозначает выражение вида , где суммирование производится по всем -элементным подмножествам некоторого подмножества мощности более . В предположении сложности дискретного логарифмирования по основанию и вычисления по данным при в той же работе доказано, что стойкость против многоканального подслушивания вышеуказанного протокола равна . Это значит, что при вышеуказанных предположениях в этом протоколе пассивный противник не может вычислить общий секретный ключ с вероятностью, не являющейся пренебрежимо малой, даже если он перехватывает все сообщения участников. 
Вышеописанный протокол является частным случаем более общей схемы. Однако там же показано, что стойкость против многоканального подслушивания других частных случаев этой схемы (при соответствующих естественных предположениях) меньше .