JP2870531B2 - 暗号化及び復号化装置 - Google Patents
暗号化及び復号化装置Info
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- JP2870531B2 JP2870531B2 JP9329843A JP32984397A JP2870531B2 JP 2870531 B2 JP2870531 B2 JP 2870531B2 JP 9329843 A JP9329843 A JP 9329843A JP 32984397 A JP32984397 A JP 32984397A JP 2870531 B2 JP2870531 B2 JP 2870531B2
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- bits
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- key
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Description
【0001】
【発明の属する技術分野】本発明は、暗号化及び復号化
装置に関する。
装置に関する。
【0002】
【従来の技術】従来の代表的な暗号アルゴリズムとして
は、DES(Data Encryption Standard)とFEAL
(Fast Encryption Standard)が知られており、DES
に関しては例えば、(1)小山他、「現代暗号理論」、
電子通信学会、pp.41〜49、昭和61年9月にお
いて、また、FEALに関しては、(2)清水他、「高
速データ暗号アルゴリズムFEAL」、電子通信学会論
文誌D、Vol.J70−D.No.7、pp.141
3〜1423、1987年7月において、それぞれ詳細
に述べられている。
は、DES(Data Encryption Standard)とFEAL
(Fast Encryption Standard)が知られており、DES
に関しては例えば、(1)小山他、「現代暗号理論」、
電子通信学会、pp.41〜49、昭和61年9月にお
いて、また、FEALに関しては、(2)清水他、「高
速データ暗号アルゴリズムFEAL」、電子通信学会論
文誌D、Vol.J70−D.No.7、pp.141
3〜1423、1987年7月において、それぞれ詳細
に述べられている。
【0003】先ず、DESの処理における非線形の計算
部分、つまりSボックスといわれる処理について説明す
る(上記(1)のp.45、図3−2とp46、図3−
3参照)。32ビットのRは、まず、表1に示す拡大型
転置表によって置き換えられると共に、一部のビットは
重複されて48ビットに拡大されている。
部分、つまりSボックスといわれる処理について説明す
る(上記(1)のp.45、図3−2とp46、図3−
3参照)。32ビットのRは、まず、表1に示す拡大型
転置表によって置き換えられると共に、一部のビットは
重複されて48ビットに拡大されている。
【0004】
【表1】
【0005】このようにして得られた48ビットのR
は、頭から4ビットごとにその後の2ビットを加えた次
のような6ビットずつの8組のブロックを形成してい
る。
は、頭から4ビットごとにその後の2ビットを加えた次
のような6ビットずつの8組のブロックを形成してい
る。
【0006】 r31 r1 r2 r3 r4 r5, r4 r5 r6 r7 r8 r9, r8 r9 r10 r11 r12 r13, r12 r13 ……, ……、r28 r29, r28 r29 r30 r31 r32 r1, この48ビットのR’は、同じく48ビットの鍵Kと排
他的論理和の演算を行ない、6ビットずつ8組に分割し
て、S1からS8までの8つのSボックスに入力する。
S1〜S8を選択関数と呼ぶ。これらのSボックスは、
6ビットを入力して4ビットを出力する。
他的論理和の演算を行ない、6ビットずつ8組に分割し
て、S1からS8までの8つのSボックスに入力する。
S1〜S8を選択関数と呼ぶ。これらのSボックスは、
6ビットを入力して4ビットを出力する。
【0007】例として、表2に一つのSボックスS1を
取り上げてその換字表を示す。
取り上げてその換字表を示す。
【0008】 一つのSボックスには、4種類(行番号0,1,2,
3)が用意され、この4種類の換字表のどれを用いるか
は、入力した6ビットのうち最初と最後のビットを用い
て換字表を選ぶ。そして選ばれた換字表にしたがって入
力した6ビットの中央の4ビットが換字される。具体的
な例として、S1に対して2進数の入力パターンが01
1011となっている場合、最初の0と最後の1で表わ
されている01、つまり行1(2進数01は10進数1
であるから)の換字表が選ばれる。次に中央の4ビット
のパターン1101(10進数13)で表わされる列1
3で指定され、この結果行1、列13で指定される値
5、つまり0101が出力されて4ビットの換字パター
ンとなる。DESではこのような処理f(R,K)を用
い一段の処理を構成し、これを16段繰り返す。
3)が用意され、この4種類の換字表のどれを用いるか
は、入力した6ビットのうち最初と最後のビットを用い
て換字表を選ぶ。そして選ばれた換字表にしたがって入
力した6ビットの中央の4ビットが換字される。具体的
な例として、S1に対して2進数の入力パターンが01
1011となっている場合、最初の0と最後の1で表わ
されている01、つまり行1(2進数01は10進数1
であるから)の換字表が選ばれる。次に中央の4ビット
のパターン1101(10進数13)で表わされる列1
3で指定され、この結果行1、列13で指定される値
5、つまり0101が出力されて4ビットの換字パター
ンとなる。DESではこのような処理f(R,K)を用
い一段の処理を構成し、これを16段繰り返す。
【0009】上記の処理例に見られるように、DESは
1ビット単位の処理が基本になっている。
1ビット単位の処理が基本になっている。
【0010】次にFEALの処理における非線形の計算
部分、つまり、関数Sを含んでいる部分について説明す
る(上記(2)のp.1416,図4及び図5参照)。
FEALの非線形部はDESの非線形部に比べ、数学的
な記述が簡単である。32ビットデータαは8ビットの
データα0,α1,α2,α3にそれぞれ分割された後、8
ビットの単位として、鍵データと排他的論理和がとられ
る。その後、所定の関数Sによる処理が実行される。
部分、つまり、関数Sを含んでいる部分について説明す
る(上記(2)のp.1416,図4及び図5参照)。
FEALの非線形部はDESの非線形部に比べ、数学的
な記述が簡単である。32ビットデータαは8ビットの
データα0,α1,α2,α3にそれぞれ分割された後、8
ビットの単位として、鍵データと排他的論理和がとられ
る。その後、所定の関数Sによる処理が実行される。
【0011】 関数S:S(x1+x2+δ)=Rot2(w) ただし、w=(x1+x2+δ)mod256 δ=0または1(定数) この処理f(α,β)を用い、一段の処理を構成し、こ
れが8段繰り返される。上記の処理に見られるように、
FEALは8ビット単位の処理が基本になっている。
れが8段繰り返される。上記の処理に見られるように、
FEALは8ビット単位の処理が基本になっている。
【0012】
【発明が解決しようとする課題】情報処理と通信技術の
進歩によるコンピュータ・ネットワークの普及化、大衆
化に伴い、データの不正使用や奪取等に対する情報セキ
ュリティを確保するため、伝送路上のデータやコンピュ
ータに蓄積されたデータを暗号化することは有効な対策
であると考えられる。
進歩によるコンピュータ・ネットワークの普及化、大衆
化に伴い、データの不正使用や奪取等に対する情報セキ
ュリティを確保するため、伝送路上のデータやコンピュ
ータに蓄積されたデータを暗号化することは有効な対策
であると考えられる。
【0013】昭和52年に、米国商務省標準局が暗号ア
ルゴリズムの標準として制定したDESは、データの暗
号化を行う一つの手段である。
ルゴリズムの標準として制定したDESは、データの暗
号化を行う一つの手段である。
【0014】ところが、DESはビット単位での処理が
たいへん多いため、バイト単位の処理を基調とするマイ
クロコンピュータのソフトで実現しようとすると、処理
に時間がかかり、実用的な速度が得られなかった。
たいへん多いため、バイト単位の処理を基調とするマイ
クロコンピュータのソフトで実現しようとすると、処理
に時間がかかり、実用的な速度が得られなかった。
【0015】この問題に対し、上記FEALは、1バイ
ト(8ビット)単位の処理を基調とするため、8ビット
マイクロコンピュータで実現する場合、DESに比べ数
倍以上の高速化を達成することができた。FEALによ
り、8ビットマイクロコンピュータのソフトを用いてあ
る程度実用的な速度が得られるようになったと考えられ
る。
ト(8ビット)単位の処理を基調とするため、8ビット
マイクロコンピュータで実現する場合、DESに比べ数
倍以上の高速化を達成することができた。FEALによ
り、8ビットマイクロコンピュータのソフトを用いてあ
る程度実用的な速度が得られるようになったと考えられ
る。
【0016】しかし、最近のマイクロエレクトロニクス
の技術の進歩によって、8ビットマイクロコンピュータ
よりも16ビットマイクロコンピュータ、さらに、16
ビットマイクロコンピュータよりも32ビットマイクロ
コンピュータが使われ出している。近い将来、32ビッ
トマイクロコンピュータが使われる割合がたいへん大き
くなると予想されている。32ビットマイクロコンピュ
ータの時代になると、さらに高速の暗号処理が要求され
るものと予想される。ところが、32ビットマイクロコ
ンピュータは4バイト基調の処理を行うため、1バイト
基調の8ビットマイクロコンピュータ用に設計されたF
EALを32ビットマイクロコンピュータで実現しよう
とすると非効率であった。
の技術の進歩によって、8ビットマイクロコンピュータ
よりも16ビットマイクロコンピュータ、さらに、16
ビットマイクロコンピュータよりも32ビットマイクロ
コンピュータが使われ出している。近い将来、32ビッ
トマイクロコンピュータが使われる割合がたいへん大き
くなると予想されている。32ビットマイクロコンピュ
ータの時代になると、さらに高速の暗号処理が要求され
るものと予想される。ところが、32ビットマイクロコ
ンピュータは4バイト基調の処理を行うため、1バイト
基調の8ビットマイクロコンピュータ用に設計されたF
EALを32ビットマイクロコンピュータで実現しよう
とすると非効率であった。
【0017】そこで、32ビットマイクロコンピュータ
向けの4バイト基調の処理を行う暗号アルゴリズムが望
まれていた。
向けの4バイト基調の処理を行う暗号アルゴリズムが望
まれていた。
【0018】本発明の目的は、32ビットマイクロコン
ピュータ向けの4バイト基調の処理を行う暗号アルゴリ
ズムを実行する暗号化及び復号化装置を提供することに
ある。特に、本発明の暗号化及び復号化装置は、換字処
理と循環シフト処理を交互に行ない、第1回目と第2回
目の循環シフトのビット数が異なるものであることを特
徴とする。
ピュータ向けの4バイト基調の処理を行う暗号アルゴリ
ズムを実行する暗号化及び復号化装置を提供することに
ある。特に、本発明の暗号化及び復号化装置は、換字処
理と循環シフト処理を交互に行ない、第1回目と第2回
目の循環シフトのビット数が異なるものであることを特
徴とする。
【0019】
【課題を解決するための手段】上記の問題点を解決する
ため、次の手段を用いる。
ため、次の手段を用いる。
【0020】すなわち、π(A)をAに鍵データK1を
用いて換字処理を行い、第1のビット数で循環シフト処
理を行ない、鍵データK2を用いて換字処理を行ない、
第1と異なる第2のビット数で循環シフト処理を行なっ
た結果を出力する関数とする。本発明の暗号化装置は、
データMを保持する第1の保持手段と、鍵データK1及
びK2を保持する第2の保持手段と、前記第1の保持手
段が保持する前記データMに対して、前記第2の保持手
段が保持する前記鍵データK1及びK2を用いて関数π
で規定される演算を含む処理を実行することにより前記
データCを生成する手段と、生成したデータCを保持す
る手段とを有する。
用いて換字処理を行い、第1のビット数で循環シフト処
理を行ない、鍵データK2を用いて換字処理を行ない、
第1と異なる第2のビット数で循環シフト処理を行なっ
た結果を出力する関数とする。本発明の暗号化装置は、
データMを保持する第1の保持手段と、鍵データK1及
びK2を保持する第2の保持手段と、前記第1の保持手
段が保持する前記データMに対して、前記第2の保持手
段が保持する前記鍵データK1及びK2を用いて関数π
で規定される演算を含む処理を実行することにより前記
データCを生成する手段と、生成したデータCを保持す
る手段とを有する。
【0021】また、本発明の暗号化装置は、データMに
対して関数πで規定される演算を含む処理を複数回実行
することにより前記データCを生成する手段を有する。
対して関数πで規定される演算を含む処理を複数回実行
することにより前記データCを生成する手段を有する。
【0022】これにより、32ビットマイクロコンピュ
ータを用いて、1回の基本命令で32ビットのデータが
換字または転置されるので、暗号変換を高速に行うこと
ができる。
ータを用いて、1回の基本命令で32ビットのデータが
換字または転置されるので、暗号変換を高速に行うこと
ができる。
【0023】
(1)第1の実施例 図1は、本発明の一実施例である。
【0024】図1において、64ビットの平文101と
64ビット×4=256ビットの鍵データ100が32
ビットマイクロコンピュータに入力され、その後、プロ
グラム103内の命令の順に32ビットマイクロコンピ
ュータ102において暗号変換され、その結果として6
4ビットの暗号文104が出力される。
64ビット×4=256ビットの鍵データ100が32
ビットマイクロコンピュータに入力され、その後、プロ
グラム103内の命令の順に32ビットマイクロコンピ
ュータ102において暗号変換され、その結果として6
4ビットの暗号文104が出力される。
【0025】図2は、図1の32ビットマイクロコンピ
ュータ102とプログラム103において実行される暗
号変換処理のフローを示している。
ュータ102とプログラム103において実行される暗
号変換処理のフローを示している。
【0026】201:入力されたデータMは上位32ビ
ットM1と下位32ビットM2に分割される。
ットM1と下位32ビットM2に分割される。
【0027】202:M1とM2のビット対応の排他的
論和がとられる。
論和がとられる。
【0028】WORK2 ← M1 (+) M2 以下、(+)は同様の処理を示すものとする。なお、図
中では、排他的論理和は、○と+とを重ね合わせた記号
で示している。
中では、排他的論理和は、○と+とを重ね合わせた記号
で示している。
【0029】203:WORK2と鍵データK1のモジ
ュロ加算が行われる。
ュロ加算が行われる。
【0030】x ← WORK2 + K1 ここに、x+K1はxとK1の和を232で割った余りを
とるという、232を法としたモジュロ加算を示してい
る。
とるという、232を法としたモジュロ加算を示してい
る。
【0031】以下、+は同様の処理を示すものとする。
【0032】204:xを左へ2ビット循環シフトした
後、そのデータとxと1のモジュロ加算をとる。
後、そのデータとxと1のモジュロ加算をとる。
【0033】x ← Rot2(x)+x+1 以下、Rot2は同様の処理を示すものとする。
【0034】105:xを左へ4ビット循環シフトした
後、そのデータとxとの排他的論理和をとる。
後、そのデータとxとの排他的論理和をとる。
【0035】x←Rot4(x)(+)x 以下、Rot4は同様の処理を示すものとする。
【0036】206:WORK1←x(+)M1 207:x←x+K2 208:x←Rot2(x)+x+1 y←x 209:x←Rot3(x)(+)x ここに、Rot3(x)はxを左へ8ビット循環シフト
させることを示す。
させることを示す。
【0037】 210:x←x+K3 211:x←Rot2(x)+x+1 212:x←Rot16(x)+(x∧y) ここに、Rot16(x)はxを左へ16ビット循環シ
フトすることを示す。また、x∧yはxとyとのビット
対応の論理積をとることを示す。
フトすることを示す。また、x∧yはxとyとのビット
対応の論理積をとることを示す。
【0038】213:WORK2←x(+)WORK2 214:x←WORK2+K4 215:x←Rot2(x)+x 216:WORK1←WORK1(+)x 217:WORK2←WORK2(+)WORK1 218:WORK1を出力データの上位32ビット、W
ORK2を出力データの下位32ビットとして出力す
る。
ORK2を出力データの下位32ビットとして出力す
る。
【0039】以上、図2に示すように関数π1〜π4を
定義すると、本実施例は、 C=π1・π4・π3・π2・π1(M) というように合成関数で表すことができる。
定義すると、本実施例は、 C=π1・π4・π3・π2・π1(M) というように合成関数で表すことができる。
【0040】関数πi・πi(i=1〜4)はすべて、 πi・πi(x)=x というように同じ関数変換を2回繰り返すとともに戻る
という性質がある。
という性質がある。
【0041】したがって、復号関数として、 M=π1・π2・π3・π4・π1(C) を用いれば、暗号文Cをもとの平文Mに戻すことができ
る。
る。
【0042】(2)実施例の変形例1 上記実施例における変換関数π1からπ4までにあたる
処理を2回繰り返したものを暗号変換として用いてもよ
い、すなわち、暗号変換を、 C=π1・π4・π3・π2・π1・π4・π3・π2・π1(M) としてもよい。
処理を2回繰り返したものを暗号変換として用いてもよ
い、すなわち、暗号変換を、 C=π1・π4・π3・π2・π1・π4・π3・π2・π1(M) としてもよい。
【0043】このとき、復号変換の式は M=π1・π2・π3・π4・π1・π2・π3・π4・π1(C) である。
【0044】同様に、一般に本実施例をn回繰り返した
ものを暗号変換としてもよい。
ものを暗号変換としてもよい。
【0045】(3)実施例の変形例2 図4は、本発明の他の実施例である。
【0046】401:入力されたデータMは上位16ビ
ットM1と下位16ビットM2に分割される。
ットM1と下位16ビットM2に分割される。
【0047】402:M1とM2のビット対応の排他的
論理和がとられる。
論理和がとられる。
【0048】WORK2←M1+M2 以下、+は同様の処理を示すものとする。
【0049】403:xと鍵データK1のモジュロ減算
が行われる。
が行われる。
【0050】x←x−K1 ここに、x−K1はxとK1の差を216で割った余りを
とるという、216を法としたモジュロ減算を示してい
る。
とるという、216を法としたモジュロ減算を示してい
る。
【0051】以下、−は同様の処理を示すものとする。
【0052】404:xを左へ2ビット循環シフトした
後、そのデータと1のモジュロ減算を行う。
後、そのデータと1のモジュロ減算を行う。
【0053】x←Rot(x)−x−1 以下、Rot2は同様の処理を示すものとする。
【0054】405:xを左4ビット循環シフトした
後、そのデータとxとの排他的論理和をとる。
後、そのデータとxとの排他的論理和をとる。
【0055】x←Rot4(x)(+)x 以下、Rot4は同様の処理を示すものとする。
【0056】406:WORK1←x(+)M1 407:x←x−K2 y←x 408:x←Rot2(x)−x−1 409:Rot8(x)−(x∧y) ここに、Rot8(x)はxを左へ8ビット循環シフト
することを示す。また、x∧yはxとyとのビット対応
の論理積をとることを示す。
することを示す。また、x∧yはxとyとのビット対応
の論理積をとることを示す。
【0057】410:WORK2←x(+)WORK2 411:x←WORK2−K3 412:x←Rot2(x)−x−1 413:WORK1←WORK1(+)x 414:WORK2←WORK2(+)WORK1 415:WORK1を出力データの上位16ビット、W
ORK2を出力データの下位16ビットとして出力す
る。
ORK2を出力データの下位16ビットとして出力す
る。
【0058】(4)実施例の変形例3 図5は、本発明の他の実施例である。
【0059】501:入力されたデータMは上位8ビッ
トM1と下位8ビットM2に分割される。
トM1と下位8ビットM2に分割される。
【0060】502:M1とM2のビット対応の排他的
論和がとられる。
論和がとられる。
【0061】WORK2←M1(+)M2 以下、+は同様の処理を示すものとする。
【0062】503:xと鍵データK1のモジュロ加算
が行われる。
が行われる。
【0063】x←WORK2+K1 y←x ここに、x+K1はxとK1の差を28で割った余りを
とるという、28を法としたモジュロ加算を示してい
る。
とるという、28を法としたモジュロ加算を示してい
る。
【0064】以下、+は同様の処理を示すものとする。
【0065】504:xを左へ2ビット循環シフトした
後、そのデータとxと1のモジュロ加算を行う。
後、そのデータとxと1のモジュロ加算を行う。
【0066】x←Rot2(x)+x+1 以下、Rot2は同様の処理を示すものとする。
【0067】505:x←Rot4(x)+(x∧y) ここに、Rot4(x)はxを左へ4ビット循環シフト
することを示す。また、x∧yはxとyとのビット対応
の論理積をとることを示す。
することを示す。また、x∧yはxとyとのビット対応
の論理積をとることを示す。
【0068】506:WORK1←WORK1(+)x 507:x←WORK1+K2 508:x←Rot4(x)+x+1 509:WORK2←WORK2(+)x 510:WORK1←WORK1(+)WORK2 511:WORK1を出力データの上位8ビット、WO
RK2を出力データの下位8ビットとして出力する。
RK2を出力データの下位8ビットとして出力する。
【0069】(5)実施例の変形例4 図6は本発明の他の一実施例である。
【0070】(1)認証を行うメッセージ62を鍵デー
タとして、任意の初期値61を本発明によるアルゴリズ
ム63を用いて暗号化する。
タとして、任意の初期値61を本発明によるアルゴリズ
ム63を用いて暗号化する。
【0071】(2)暗号結果64を、(1)において用
いたメッセージの続きのデータにより再び暗号化し、メ
ッセージの終わりまでこの操作を繰り返す。
いたメッセージの続きのデータにより再び暗号化し、メ
ッセージの終わりまでこの操作を繰り返す。
【0072】(3)最終的な暗号結果をメッセージ認証
コード65として出力する。
コード65として出力する。
【0073】(6)実施例の変形例5 図7は本発明の他の実施例である。本ICカードは、メ
ッセージの認証コードを生成する。
ッセージの認証コードを生成する。
【0074】(1)メッセージの認証を行うために必要
な初期値76をI/O74を通して、ICカード71内
のマイクロコンピュータ72に送信する。
な初期値76をI/O74を通して、ICカード71内
のマイクロコンピュータ72に送信する。
【0075】(2)認証を行うメッセージ77を(1)
と同様にマイクロコンピュータ72に順次送信し、マイ
クロコンピュータ72は、メモリ73に記憶されている
暗号ソフト75により認証コード78を生成する。
と同様にマイクロコンピュータ72に順次送信し、マイ
クロコンピュータ72は、メモリ73に記憶されている
暗号ソフト75により認証コード78を生成する。
【0076】
【発明の効果】本実施例は、図3に示すような換字、転
置の繰返しを行っている。
置の繰返しを行っている。
【0077】つまり、図2に示す実施例、(203、2
04)、(207、208)、(210、211)、
(214、215)の処理は、 x←x+Ki x←Rot2(x)+(x)+1 の形となっており、これは、それぞれ、32ビットのデ
ータを4ビットずつのブロックに分割したとき、各ブロ
ック単位の換字処理を、上記2回のデータ変換により8
ブロック分一斉に行っていると見ることができる。
04)、(207、208)、(210、211)、
(214、215)の処理は、 x←x+Ki x←Rot2(x)+(x)+1 の形となっており、これは、それぞれ、32ビットのデ
ータを4ビットずつのブロックに分割したとき、各ブロ
ック単位の換字処理を、上記2回のデータ変換により8
ブロック分一斉に行っていると見ることができる。
【0078】 ここに、4ビットのブロックデータ A=(a1,a2,a3,a4)、ただし、 ai=1 or 0(i=1〜4) が、 B=(b1,b2,b3,b4)、ただし、 bi=1 or 0(i=1〜4) に換字変換されるということは、ブール代数の演算f
1、f2、f3、f4が存在して、 b1=f1(a1,a2,a3,a4) b2=f2(a1,a2,a3,a4) b3=f3(a1,a2,a3,a4) b4=f4(a1,a2,a3,a4) となることを示す。
1、f2、f3、f4が存在して、 b1=f1(a1,a2,a3,a4) b2=f2(a1,a2,a3,a4) b3=f3(a1,a2,a3,a4) b4=f4(a1,a2,a3,a4) となることを示す。
【0079】また、図2の205、209、212はそ
れぞれ、 (1)x←Rot4(x)(+)x (2)x←Rot8(x)(+)x (3)x←Rot16(x)+(x∧y) の処理を行っており、これらは、それぞれ、(1)4ビ
ット左循環シフトを行うという転置を行った後、さらに
換字を行うという処理、(2)8ビット左循環シフトを
行うという転置を行った後、さらに換字を行うという処
理、(3)16ビット左循環シフトを行うという処理を
示している。
れぞれ、 (1)x←Rot4(x)(+)x (2)x←Rot8(x)(+)x (3)x←Rot16(x)+(x∧y) の処理を行っており、これらは、それぞれ、(1)4ビ
ット左循環シフトを行うという転置を行った後、さらに
換字を行うという処理、(2)8ビット左循環シフトを
行うという転置を行った後、さらに換字を行うという処
理、(3)16ビット左循環シフトを行うという処理を
示している。
【0080】図3から明らかなように、最初の32ビッ
トのデータのうち、いかなるビットの変化も最後の32
ビットのデータすべてに影響を与えることが分かる。
トのデータのうち、いかなるビットの変化も最後の32
ビットのデータすべてに影響を与えることが分かる。
【0081】これにより、本実施例は、高度なランダム
性を持つ暗号変換を効率良く行うという効果が得られる
ことが分かる。
性を持つ暗号変換を効率良く行うという効果が得られる
ことが分かる。
【図1】本発明を実施する暗号変換装置の一実施例。
【図2】図1における暗号変換の詳細を示すフローチャ
ート。
ート。
【図3】本発明の実施例が効率的に換字変換、転置変換
を繰り返していることを示す説明図。
を繰り返していることを示す説明図。
【図4】16ビットマイクロコンピュータを用いた場合
の暗号変換の詳細を示すフローチャート。
の暗号変換の詳細を示すフローチャート。
【図5】8ビットマイクロコンピュータを用いた場合の
暗号変換の詳細を示すフローチャート。
暗号変換の詳細を示すフローチャート。
【図6】本発明による暗号アルゴリズムを用いてメッセ
ージ認証コードを生成する方法を示すフローチャート。
ージ認証コードを生成する方法を示すフローチャート。
【図7】本発明による暗号アルゴリズムを用いてメッセ
ージ認証コードを生成するICカードの構成図である。
ージ認証コードを生成するICカードの構成図である。
100:鍵データ、101:平文、102:32ビット
マイクロコンピュータ、103:プログラム、104:
暗号文。
マイクロコンピュータ、103:プログラム、104:
暗号文。
フロントページの続き (56)参考文献 特開 昭63−58538(JP,A) D.W.Davies,W.L.Pr ice著,上園忠宏監訳「ネットワー ク・セキュリティ」日経マグロウヒル, (昭和60年),p.57−58 H.Feistel,“Crypto graphy and Compute r Privacy,”Scienti fic American,Vol. 228,No.5,(1973),p.15−23 (58)調査した分野(Int.Cl.6,DB名) G09C 1/00 - 5/00 H04K 1/00 - 3/00 H04L 9/00 - 9/38 INSPEC(DIALOG) JICSTファイル(JOIS)
Claims (4)
- 【請求項1】nビット長のデータM1およびM2を各々
がnビット長の鍵データK2、K3を用いてnビット長
のデータC2に暗号変換するための暗号化装置であっ
て、 π3(A,B)をAと、Aと鍵データK2との加法演算
と、第1のビット数での循環シフトと、鍵データK3と
の加法演算と、第1と異なる第2のビット数での循環シ
フトとを含む処理を行ない、さらにBとの加法演算を行
なったデータとの組を出力する関数とするとき、 前記データM1およびM2を保持する第1の保持手段
と、 前記鍵データK2、K3を保持する第2の保持手段と、 前記第1の保持手段が保持する前記データの組(M1,
M2)に対して、前記第2の保持手段が保持する前記鍵
データK2、K3を用いて関数π3で規定される演算を
含む処理を実行することによりデータの組( M1,C
2)を生成する手段とを有することを特徴とする暗号化
装置。 - 【請求項2】π3(A,B)をAと、Aと鍵データK2
との加法演算と、第1のビット数での循環シフトと、鍵
データK3との加法演算と、第1と異なる第2のビット
数での循環シフトとを含む処理を行ない、さらにBとの
加法演算を行なったデータとの組を出力する関数とし、
nビット長のデータの組(M1,M2)に対して各々が
nビット長の鍵データK2、K3を用いて関数π3で規
定される演算を含む処理を実行することにより生成した
データの組( M1,C2)を前記鍵データK2、K3
を用いて復号変換するための復号化装置であって、 π3(A,B)の‘Bとの加法演算’における当該加法
演算の逆演算を所定演算と呼び、 π4(A,B)をAと、Aと鍵データK2との加法演算
と、第1のビット数での循環シフトと、鍵データK3と
の加法演算と、第1と異なる第2のビット数での循環シ
フトとを含む処理を行ない、さらにBとの前記所定演算
を行なったデータとの組を出力する関数とするとき、 前記鍵データK2およびK3を保持する保持手段と、 データの組(M1,C2)に対して、前記保持手段が保
持する前記鍵データK2及びK3を用いて関数π4で規
定される演算を含む処理を実行することにより前記デー
タの組(M1,M2)を生成する手段とを有することを
特徴とする復号化装置。 - 【請求項3】前記所定演算は、加法演算であることを特
徴とする請求項2に記載の復号化装置。 - 【請求項4】前記所定演算である加法演算は、排他的論
理和であることを特徴とする請求項3に記載の復号化装
置。
Priority Applications (1)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP9329843A JP2870531B2 (ja) | 1988-04-28 | 1988-04-28 | 暗号化及び復号化装置 |
Applications Claiming Priority (2)
Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
---|---|---|---|
JP9329843A JP2870531B2 (ja) | 1988-04-28 | 1988-04-28 | 暗号化及び復号化装置 |
JP9329841A JP2980085B2 (ja) | 1988-04-28 | 1988-04-28 | 暗号化方法及び復号化方法 |
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---|---|---|---|
JP63103919A Division JP2760799B2 (ja) | 1988-04-28 | 1988-04-28 | 暗号方式 |
Publications (2)
Publication Number | Publication Date |
---|---|
JPH10149097A JPH10149097A (ja) | 1998-06-02 |
JP2870531B2 true JP2870531B2 (ja) | 1999-03-17 |
Family
ID=18225838
Family Applications (11)
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JP9329843A Expired - Lifetime JP2870531B2 (ja) | 1988-04-28 | 1988-04-28 | 暗号化及び復号化装置 |
JP9329842A Expired - Lifetime JP2798086B2 (ja) | 1988-04-28 | 1988-04-28 | 暗号化及び復号化装置 |
JP11205770A Pending JP2000035756A (ja) | 1988-04-28 | 1988-04-28 | 暗号化装置 |
JP20577199A Expired - Lifetime JP3275881B2 (ja) | 1988-04-28 | 1988-04-28 | コード生成方法及び装置 |
JP9329845A Expired - Lifetime JP2870532B2 (ja) | 1988-04-28 | 1988-04-28 | 暗号変換装置 |
JP2001310859A Pending JP2002182558A (ja) | 1988-04-28 | 1988-04-28 | 情報処理装置、コンピュータ・プログラム・プロダクト、コード生成方法及びicカード |
JP9329844A Expired - Lifetime JP2798087B2 (ja) | 1988-04-28 | 1988-04-28 | 暗号変換装置 |
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Families Citing this family (1)
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---|---|---|---|---|
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-
1988
- 1988-04-28 JP JP9329841A patent/JP2980085B2/ja not_active Expired - Lifetime
- 1988-04-28 JP JP9329843A patent/JP2870531B2/ja not_active Expired - Lifetime
- 1988-04-28 JP JP9329842A patent/JP2798086B2/ja not_active Expired - Lifetime
- 1988-04-28 JP JP11205770A patent/JP2000035756A/ja active Pending
- 1988-04-28 JP JP20577199A patent/JP3275881B2/ja not_active Expired - Lifetime
- 1988-04-28 JP JP9329845A patent/JP2870532B2/ja not_active Expired - Lifetime
- 1988-04-28 JP JP2001310859A patent/JP2002182558A/ja active Pending
- 1988-04-28 JP JP9329844A patent/JP2798087B2/ja not_active Expired - Lifetime
-
1997
- 1997-04-28 JP JP9329846A patent/JP2993487B2/ja not_active Expired - Lifetime
-
1998
- 1998-08-05 JP JP22132098A patent/JP3277894B2/ja not_active Expired - Lifetime
- 1998-08-05 JP JP10221319A patent/JPH11109851A/ja active Pending
Non-Patent Citations (2)
Title |
---|
D.W.Davies,W.L.Price著,上園忠宏監訳「ネットワーク・セキュリティ」日経マグロウヒル,(昭和60年),p.57−58 |
H.Feistel,"Cryptography and Computer Privacy,"Scientific American,Vol.228,No.5,(1973),p.15−23 |
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JP2798087B2 (ja) | 1998-09-17 |
JP3277894B2 (ja) | 2002-04-22 |
JP2980085B2 (ja) | 1999-11-22 |
JP2798086B2 (ja) | 1998-09-17 |
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