JPH10153954A - 暗号装置 - Google Patents
暗号装置Info
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- JPH10153954A JPH10153954A JP31219996A JP31219996A JPH10153954A JP H10153954 A JPH10153954 A JP H10153954A JP 31219996 A JP31219996 A JP 31219996A JP 31219996 A JP31219996 A JP 31219996A JP H10153954 A JPH10153954 A JP H10153954A
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- JP
- Japan
- Prior art keywords
- encryption
- information
- stage
- encryption function
- unit
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 暗号強度の強い暗号装置を提供する。
【解決手段】 所定数のビットからなるブロック状の平
文又は暗号文を、共通鍵から生成された所定の複数の中
間鍵を所定の複数段の暗号化処理部又は復号化処理部に
それぞれ投入して暗号化又は復号化する共通鍵ブロック
暗号方式の暗号装置において、前記暗号化処理部又は前
記復号化処理部で用いられる暗号化関数又は復号化関数
を所定の情報に基づいて選択する選択手段を設ける。
文又は暗号文を、共通鍵から生成された所定の複数の中
間鍵を所定の複数段の暗号化処理部又は復号化処理部に
それぞれ投入して暗号化又は復号化する共通鍵ブロック
暗号方式の暗号装置において、前記暗号化処理部又は前
記復号化処理部で用いられる暗号化関数又は復号化関数
を所定の情報に基づいて選択する選択手段を設ける。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は暗号装置に係り、特
に、共通鍵ブロック暗号方式において、高強度化を達成
することのできる暗号装置に関する。
に、共通鍵ブロック暗号方式において、高強度化を達成
することのできる暗号装置に関する。
【０００２】
【従来の技術】従来、電子商取引・電子マネー等の商業
・金融分野、非接触定期券システムのような各種サービ
ス分野、インターネットにおける電子メール等の情報分
野などの通信においては、通信内容の秘匿や通信相手の
認証等に暗号が用いられている。
・金融分野、非接触定期券システムのような各種サービ
ス分野、インターネットにおける電子メール等の情報分
野などの通信においては、通信内容の秘匿や通信相手の
認証等に暗号が用いられている。
【０００３】暗号方式としては、種々の方式が存在して
いるが、送信者と受信者とが共通鍵を共有し、その共通
鍵を用いて平文を暗号化し、さらに、その共通鍵を用い
て復号化して平文を復元するＤＥＳ暗号や、ＦＥＡＬ暗
号に代表される共通鍵ブロック暗号方式が存在してい
る。
いるが、送信者と受信者とが共通鍵を共有し、その共通
鍵を用いて平文を暗号化し、さらに、その共通鍵を用い
て復号化して平文を復元するＤＥＳ暗号や、ＦＥＡＬ暗
号に代表される共通鍵ブロック暗号方式が存在してい
る。
【０００４】図８は、上記共通鍵ブロック暗号方式を実
施するための典型的な暗号装置の概略構成図である。な
お、この図において［ ］は、復号化工程を示している
が、最初に暗号化から説明する。
施するための典型的な暗号装置の概略構成図である。な
お、この図において［ ］は、復号化工程を示している
が、最初に暗号化から説明する。
【０００５】通信すべき所定の平文を所定のビット数
（例えば６４ビット）にブロック化して形成された平文
ブロック１は、初期転置部２において所定の定められた
規則に従って、ビット位置が置換えられて新たな配置の
平文ブロックに生成される。
（例えば６４ビット）にブロック化して形成された平文
ブロック１は、初期転置部２において所定の定められた
規則に従って、ビット位置が置換えられて新たな配置の
平文ブロックに生成される。
【０００６】初期転置部２で生成された平文ブロック
は、左右に２分されて、すなわち、平文ブロックのビッ
ト数の半分のビット（上述の例では３２ビット）に分割
されて右変換過程文Ｒ0 と左変換過程文Ｌ0 とに分けら
れ、これら過程文Ｒ0 ，Ｌ0 は、撹拌処理部３に入力さ
れるように構成されている。
は、左右に２分されて、すなわち、平文ブロックのビッ
ト数の半分のビット（上述の例では３２ビット）に分割
されて右変換過程文Ｒ0 と左変換過程文Ｌ0 とに分けら
れ、これら過程文Ｒ0 ，Ｌ0 は、撹拌処理部３に入力さ
れるように構成されている。
【０００７】撹拌処理部３は、複数段（例えば１６段）
の撹拌処理部から構成され、すなわち、第１段撹拌処理
部３1 から第ｎ段撹拌処理部３n で構成されていて、各
段撹拌処理部３1 〜３n には、暗号化関数部４1 〜４n
及び排他的論理和部５1 〜５n がそれぞれ設けられてい
る。
の撹拌処理部から構成され、すなわち、第１段撹拌処理
部３1 から第ｎ段撹拌処理部３n で構成されていて、各
段撹拌処理部３1 〜３n には、暗号化関数部４1 〜４n
及び排他的論理和部５1 〜５n がそれぞれ設けられてい
る。
【０００８】各暗号化関数部４1 〜４n は、図９に示さ
れる中間鍵生成部１０から得られる定位置中間鍵（本発
明の中間鍵に該当している）Ｋ1 〜Ｋn を用いてそれぞ
れ撹拌処理される。
れる中間鍵生成部１０から得られる定位置中間鍵（本発
明の中間鍵に該当している）Ｋ1 〜Ｋn を用いてそれぞ
れ撹拌処理される。
【０００９】この中間鍵生成部１０は、所定のビット
（例えば５６ビット）からなる共通鍵Ｋを鍵スケジュー
リング部１０ａで所定の処理を行って、所定のビット数
（例えば４８ビット）からなる定位置中間鍵Ｋ1 〜Ｋn
を生成するように構成されている。
（例えば５６ビット）からなる共通鍵Ｋを鍵スケジュー
リング部１０ａで所定の処理を行って、所定のビット数
（例えば４８ビット）からなる定位置中間鍵Ｋ1 〜Ｋn
を生成するように構成されている。
【００１０】各暗号化関数部４1 〜４n のうち、任意の
段の暗号化関数部（以下、これを第ｉ段暗号化関数部４
ｉとする。）を図１０を用いて説明する。
段の暗号化関数部（以下、これを第ｉ段暗号化関数部４
ｉとする。）を図１０を用いて説明する。
【００１１】第ｉ段撹拌処理部３ｉの右変換過程文Ｒi-
1 は、線形変換部４Ａで所定のビット数（例えば４８ビ
ット）となるように線形処理された後、排他的論理和部
４Ｂにおいて、中間鍵生成部１０から得られた第ｉ段撹
拌処理部３ｉ用の定位置中間鍵Ｋi との間で排他的論理
和処理が行われる。
1 は、線形変換部４Ａで所定のビット数（例えば４８ビ
ット）となるように線形処理された後、排他的論理和部
４Ｂにおいて、中間鍵生成部１０から得られた第ｉ段撹
拌処理部３ｉ用の定位置中間鍵Ｋi との間で排他的論理
和処理が行われる。
【００１２】この排他的論理和処理が行われた後、一定
数のビットのユニットに分割され（上述の例では、４８
ビットが６ビットずつの８個）、各々のユニットは対応
する非線形処理ボックス４Ｃ1 〜４Ｃm にそれぞれ入力
されて別の一定数のビット（例えば４ビットずつの８
個）に非線形処理される。そして、各非線形処理ボック
ス４Ｃ1 〜４Ｃm で非線形処理されたデータは、線形変
換部４４で線形処理されて暗号化関数出力文Ｂi が生成
される。
数のビットのユニットに分割され（上述の例では、４８
ビットが６ビットずつの８個）、各々のユニットは対応
する非線形処理ボックス４Ｃ1 〜４Ｃm にそれぞれ入力
されて別の一定数のビット（例えば４ビットずつの８
個）に非線形処理される。そして、各非線形処理ボック
ス４Ｃ1 〜４Ｃm で非線形処理されたデータは、線形変
換部４４で線形処理されて暗号化関数出力文Ｂi が生成
される。
【００１３】生成された暗号化関数出力文Ｂi は、第ｉ
段撹拌処理部３i の排他的論理和部５i で左変換過程文
Ｌi との間で排他的論理和がとられる。
段撹拌処理部３i の排他的論理和部５i で左変換過程文
Ｌi との間で排他的論理和がとられる。
【００１４】上述の第ｉ段撹拌処理部３i の処理と同様
の処理が第１段撹拌処理部３1 から第ｎ段撹拌処理部３
n まで行われ、最終段の第ｎ段撹拌処理部３n からの右
変換過程文Ｒn と左変換過程文Ｌn は、上記初期転置部
２と逆の転置処理を行う逆初期転置部６で転置処理され
てブロック化された暗号文ブロック７が生成される。
の処理が第１段撹拌処理部３1 から第ｎ段撹拌処理部３
n まで行われ、最終段の第ｎ段撹拌処理部３n からの右
変換過程文Ｒn と左変換過程文Ｌn は、上記初期転置部
２と逆の転置処理を行う逆初期転置部６で転置処理され
てブロック化された暗号文ブロック７が生成される。
【００１５】受信者が受信した暗号文ブロック７は、上
述の暗号化と逆の手法で、すなわち、図８の［ ］で示
される工程と定位置中間鍵Ｋn 〜Ｋ1 を用いて平文ブロ
ックに復元される。したがって、図８の暗号化関数部４
1 〜４n は、復号化の際、復号化関数部４1 〜４n とな
る。
述の暗号化と逆の手法で、すなわち、図８の［ ］で示
される工程と定位置中間鍵Ｋn 〜Ｋ1 を用いて平文ブロ
ックに復元される。したがって、図８の暗号化関数部４
1 〜４n は、復号化の際、復号化関数部４1 〜４n とな
る。
【００１６】
【発明が解決しようとする課題】しかしながら、上記従
来の共通鍵ブロック暗号方式の暗号装置は、暗号処理速
度が速い等の長所を有しているが、近年の計算機性能の
飛躍的向上及び暗号解読技術の進歩により、暗号強度が
相対的に低下してきているという問題点がある。
来の共通鍵ブロック暗号方式の暗号装置は、暗号処理速
度が速い等の長所を有しているが、近年の計算機性能の
飛躍的向上及び暗号解読技術の進歩により、暗号強度が
相対的に低下してきているという問題点がある。
【００１７】このような問題点を解決するために、撹拌
処理部の段数を増加させたり、共通鍵のビット数を増加
させたり、あるいは、ブロック間の連鎖をとるという解
決手段も考えられるが、これらはいずれも処理時間の増
大を招来するという新たな問題を提起してしまう。
処理部の段数を増加させたり、共通鍵のビット数を増加
させたり、あるいは、ブロック間の連鎖をとるという解
決手段も考えられるが、これらはいずれも処理時間の増
大を招来するという新たな問題を提起してしまう。
【００１８】また、上記従来の共通鍵ブロック方式の暗
号装置においては、各段の暗号化関数部で用いられる暗
号化関数が各段によって同一であるので、選択平文攻撃
等により解読されやすいという危険性を含んでいる。
号装置においては、各段の暗号化関数部で用いられる暗
号化関数が各段によって同一であるので、選択平文攻撃
等により解読されやすいという危険性を含んでいる。
【００１９】そこで、本発明は、上記欠点を解決するた
めになされたものであって、その目的は、処理時間の増
大を招来することなく暗号強度を高めることのできる暗
号装置を提供することにある。
めになされたものであって、その目的は、処理時間の増
大を招来することなく暗号強度を高めることのできる暗
号装置を提供することにある。
【００２０】
【課題を解決するための手段】本発明に係る暗号装置
は、上記目的を達成するために、所定数のビットからな
るブロック状の平文又は暗号文を、共通鍵から生成され
た所定の複数の中間鍵を所定の複数段の暗号化処理部又
は復号化処理部にそれぞれ投入して暗号化又は復号化す
る、共通鍵ブロック暗号方式の暗号装置において、前記
暗号化処理部又は前記復号化処理部で用いられる暗号化
関数又は復合化関数を所定の情報に基づいて選択する選
択手段を設けたことを特徴としている。前記選択手段
は、前記共通鍵の情報に基づくものであることを特徴と
している。前記選択手段は、前記生成された中間鍵の情
報に基づくものであることを特徴としている。前記選択
手段は、前記暗号化処理部又は復号化処理部の右変換過
程文の情報に基づくものであることを特徴としている。
前記選択手段は、前記共通鍵の情報及び前記生成された
中間鍵の情報に基づくものであることを特徴としてい
る。前記選択手段は、前記共通鍵の情報及び前記暗号化
処理部又は復号化処理部の右変換過程文の情報に基づく
ものであることを特徴としている。前記選択手段は、前
記生成された中間鍵の情報及び前記暗号化処理部又は復
号化処理部の右変換過程文の情報に基づくものであるこ
とを特徴としている。前記選択手段は、前記共通鍵の情
報、前記生成された中間鍵の情報及び前記暗号化処理部
又は復号化処理部の右変換過程文の情報に基づくもので
あることを特徴としている。
は、上記目的を達成するために、所定数のビットからな
るブロック状の平文又は暗号文を、共通鍵から生成され
た所定の複数の中間鍵を所定の複数段の暗号化処理部又
は復号化処理部にそれぞれ投入して暗号化又は復号化す
る、共通鍵ブロック暗号方式の暗号装置において、前記
暗号化処理部又は前記復号化処理部で用いられる暗号化
関数又は復合化関数を所定の情報に基づいて選択する選
択手段を設けたことを特徴としている。前記選択手段
は、前記共通鍵の情報に基づくものであることを特徴と
している。前記選択手段は、前記生成された中間鍵の情
報に基づくものであることを特徴としている。前記選択
手段は、前記暗号化処理部又は復号化処理部の右変換過
程文の情報に基づくものであることを特徴としている。
前記選択手段は、前記共通鍵の情報及び前記生成された
中間鍵の情報に基づくものであることを特徴としてい
る。前記選択手段は、前記共通鍵の情報及び前記暗号化
処理部又は復号化処理部の右変換過程文の情報に基づく
ものであることを特徴としている。前記選択手段は、前
記生成された中間鍵の情報及び前記暗号化処理部又は復
号化処理部の右変換過程文の情報に基づくものであるこ
とを特徴としている。前記選択手段は、前記共通鍵の情
報、前記生成された中間鍵の情報及び前記暗号化処理部
又は復号化処理部の右変換過程文の情報に基づくもので
あることを特徴としている。
【００２１】
【発明の実施の形態】以下、本発明の実施の形態を図面
に基づいて説明する。図１は、一実施の形態に係る暗号
装置の概略構成図である。
に基づいて説明する。図１は、一実施の形態に係る暗号
装置の概略構成図である。
【００２２】なお、上記従来の図８〜図１０と同一構成
要素には同一符号を用い、これら構成要素については説
明が重複するため新規な部分のみについて異なる符号を
付して説明する。また、図中の（）内の数はビット数の
一例であり、さらに、撹拌処理部３の段数ｎは１６段と
して説明する。
要素には同一符号を用い、これら構成要素については説
明が重複するため新規な部分のみについて異なる符号を
付して説明する。また、図中の（）内の数はビット数の
一例であり、さらに、撹拌処理部３の段数ｎは１６段と
して説明する。
【００２３】図１中、２０は選択部であって、暗号化関
数選択部２０ａ、暗号化関数選択情報演算部２０ｂ及び
暗号化関数記憶部２０ｃから構成されている。暗号化関
数選択部２０ａは、暗号化関数選択情報演算部２０ｂが
共通鍵Ｋの情報を基に所定の演算処理を行った結果に基
づいて、暗号化関数記憶部２０ｃに予め記憶されている
構造の異なる複数の暗号化関数の中から所定の暗号化関
数を選択できるように構成されている。
数選択部２０ａ、暗号化関数選択情報演算部２０ｂ及び
暗号化関数記憶部２０ｃから構成されている。暗号化関
数選択部２０ａは、暗号化関数選択情報演算部２０ｂが
共通鍵Ｋの情報を基に所定の演算処理を行った結果に基
づいて、暗号化関数記憶部２０ｃに予め記憶されている
構造の異なる複数の暗号化関数の中から所定の暗号化関
数を選択できるように構成されている。
【００２４】選択部２０の動作の一例を説明すると、ま
ず、暗号化関数選択情報演算部２０ｂ内でトレースして
いる撹拌処理部３の対応段情報Ｘ（任意のＸ段目をあら
わす）と共通鍵Ｋとのビット毎の排他的論理和をとり、
それをトータルの段数ｎ（１６段）で割った剰余Ｙに１
を加算したものｉが算出される。つまり、 ｉ＝１＋Ｙ＝１＋（Ｘ XOR Ｋ） mod ｎ となる。
ず、暗号化関数選択情報演算部２０ｂ内でトレースして
いる撹拌処理部３の対応段情報Ｘ（任意のＸ段目をあら
わす）と共通鍵Ｋとのビット毎の排他的論理和をとり、
それをトータルの段数ｎ（１６段）で割った剰余Ｙに１
を加算したものｉが算出される。つまり、 ｉ＝１＋Ｙ＝１＋（Ｘ XOR Ｋ） mod ｎ となる。
【００２５】次に、このＸとｉを暗号化関数選択部２０
ａに渡し、この暗号化関数選択部２０ａでは、暗号化関
数記憶部２０ｃから暗号化関数ｆi を選択して第Ｘ段撹
拌処理部３Ｘへ投入する。具体的な数値例では、いま、
Ｋ＝００００００００００００３Ａ（１６進表現）と
し、１段目のＸ＝０００００００００００００１（上位
拡張，１６進表現）のときを計算するとｉ＝１２とな
り、２段目のＸ＝０００００００００００００２（上位
拡張，１６進表現）のときを計算するとｉ＝９となり、
第１段撹拌処理部３1 には、暗号化関数ｆ12を選択して
投入し、第２段撹拌処理部３2 には、暗号化関数ｆ9 を
選択して投入することとなる。３段以降も同様に計算し
て選択し投入することとなる。
ａに渡し、この暗号化関数選択部２０ａでは、暗号化関
数記憶部２０ｃから暗号化関数ｆi を選択して第Ｘ段撹
拌処理部３Ｘへ投入する。具体的な数値例では、いま、
Ｋ＝００００００００００００３Ａ（１６進表現）と
し、１段目のＸ＝０００００００００００００１（上位
拡張，１６進表現）のときを計算するとｉ＝１２とな
り、２段目のＸ＝０００００００００００００２（上位
拡張，１６進表現）のときを計算するとｉ＝９となり、
第１段撹拌処理部３1 には、暗号化関数ｆ12を選択して
投入し、第２段撹拌処理部３2 には、暗号化関数ｆ9 を
選択して投入することとなる。３段以降も同様に計算し
て選択し投入することとなる。
【００２６】上述のように、各暗号化関数部４1 〜４n
に投入される暗号化関数は固定化された形で投入される
ことなく、共通鍵Ｋの情報に基づいて投入されるので、
暗号強度を高めることができる。
に投入される暗号化関数は固定化された形で投入される
ことなく、共通鍵Ｋの情報に基づいて投入されるので、
暗号強度を高めることができる。
【００２７】図２は、暗号化関数選択情報演算部２０ｂ
が定位置中間鍵（本発明の生成された中間鍵に該当）Ｋ
1 〜Ｋn の情報に基づいて暗号化関数選択部２０ａを操
作するようにしている。
が定位置中間鍵（本発明の生成された中間鍵に該当）Ｋ
1 〜Ｋn の情報に基づいて暗号化関数選択部２０ａを操
作するようにしている。
【００２８】選択部２０の動作の一例を説明すると、ま
ず、暗号化関数選択情報演算部２０ｂ内でトレースして
いる撹拌処理部３の対応段情報Ｘ（任意のＸ段目をあら
わす）と定位置中間鍵ＫＸ（Ｘ番目の定位置中間鍵をあ
らわし、４９ビット以上はオール０とする）とのビット
毎の排他的論理和をとり、それをトータルの段数ｎで割
った剰余Ｙに１を加算したものｉが算出される。つま
り、 ｉ＝１＋Ｙ＝（Ｘ xor ＫＸ） mod ｎ となる。
ず、暗号化関数選択情報演算部２０ｂ内でトレースして
いる撹拌処理部３の対応段情報Ｘ（任意のＸ段目をあら
わす）と定位置中間鍵ＫＸ（Ｘ番目の定位置中間鍵をあ
らわし、４９ビット以上はオール０とする）とのビット
毎の排他的論理和をとり、それをトータルの段数ｎで割
った剰余Ｙに１を加算したものｉが算出される。つま
り、 ｉ＝１＋Ｙ＝（Ｘ xor ＫＸ） mod ｎ となる。
【００２９】次に、このＸとｉを暗号化関数選択部２０
ａに渡し、この暗号化関数選択部２０ａでは、暗号化関
数記憶部２０ｃから暗号化関数ｆi を選択して第Ｘ段撹
拌処理部３Ｘへ投入する。具体的な数値例では、いま、
Ｋ1 ＝００００００００００００１６（上位拡張，１６
進表現）、Ｋ2 ＝００００００００００００１Ｂ（上位
拡張，１６進表現）とし、１段目のＸ＝０００００００
００００００１（上位拡張，１６進表現）のときを計算
するとｉ＝８となり、２段目のＸ＝０００００００００
００００２（上位拡張，１６進表現）のときを計算する
とｉ＝１０となり、第１段撹拌処理部３1 には、暗号化
関数ｆ8 を選択して投入し、第２段撹拌処理部３2 には
暗号化関数ｆ10を選択して投入することとなる。３段以
降も同様に計算して選択し投入することとなる。
ａに渡し、この暗号化関数選択部２０ａでは、暗号化関
数記憶部２０ｃから暗号化関数ｆi を選択して第Ｘ段撹
拌処理部３Ｘへ投入する。具体的な数値例では、いま、
Ｋ1 ＝００００００００００００１６（上位拡張，１６
進表現）、Ｋ2 ＝００００００００００００１Ｂ（上位
拡張，１６進表現）とし、１段目のＸ＝０００００００
００００００１（上位拡張，１６進表現）のときを計算
するとｉ＝８となり、２段目のＸ＝０００００００００
００００２（上位拡張，１６進表現）のときを計算する
とｉ＝１０となり、第１段撹拌処理部３1 には、暗号化
関数ｆ8 を選択して投入し、第２段撹拌処理部３2 には
暗号化関数ｆ10を選択して投入することとなる。３段以
降も同様に計算して選択し投入することとなる。
【００３０】上述のように、各暗号化関数部４1 〜４n
に投入される暗号化関数は固定化された形で投入される
ことなく、定位置中間鍵Ｋ1 〜Ｋn の情報に基づいて投
入されるので、暗号強度を高めることができる。
に投入される暗号化関数は固定化された形で投入される
ことなく、定位置中間鍵Ｋ1 〜Ｋn の情報に基づいて投
入されるので、暗号強度を高めることができる。
【００３１】図３は、暗号化関数選択情報演算部２０ｂ
が撹拌処理部３の右変換過程文Ｒ0〜Ｒn-1 の情報に基
づいて暗号化関数選択部２０ａを操作するようにしてい
る。
が撹拌処理部３の右変換過程文Ｒ0〜Ｒn-1 の情報に基
づいて暗号化関数選択部２０ａを操作するようにしてい
る。
【００３２】選択部２０の動作の一例を説明すると、ま
ず、暗号化関数選択情報演算部２０ｂ内でトレースして
いる撹拌処理部３の対応段情報Ｘ（任意のＸ段目をあら
わす）に対し、右変換過程文ＲＸ（Ｘ段目の暗号化関数
部に入力されるもの）の下位から４ビットまではそのま
まで５ビット以上をオール０とした数値ｒＸに１を加算
したもののｉが算出される。つまり、 ｉ＝ｒＸ＋１ となる。
ず、暗号化関数選択情報演算部２０ｂ内でトレースして
いる撹拌処理部３の対応段情報Ｘ（任意のＸ段目をあら
わす）に対し、右変換過程文ＲＸ（Ｘ段目の暗号化関数
部に入力されるもの）の下位から４ビットまではそのま
まで５ビット以上をオール０とした数値ｒＸに１を加算
したもののｉが算出される。つまり、 ｉ＝ｒＸ＋１ となる。
【００３３】次に、このＸとｉを暗号化関数選択部２０
ａに渡し、この暗号化関数選択部２０ａでは、暗号化関
数記憶部２０ｃから暗号化関数ｆi を選択して第Ｘ段撹
拌処理部３Ｘへ投入する。具体的な数値例では、いま、
Ｒ1 ＝０００００１Ｆ６（１６進表現）、Ｒ2 ＝０００
００１Ｃ２（１６進表現）とする。１段目のときを計算
するとｉ＝７となり、２段目のときを計算するとｉ＝３
となり、第１段撹拌処理部３1 には暗号化関数ｆ7 を選
択して投入し、第２段撹拌処理部３2 には暗号化関数ｆ
3 を選択して投入することとなる。３段以降も同様に計
算して選択し投入することとなる。
ａに渡し、この暗号化関数選択部２０ａでは、暗号化関
数記憶部２０ｃから暗号化関数ｆi を選択して第Ｘ段撹
拌処理部３Ｘへ投入する。具体的な数値例では、いま、
Ｒ1 ＝０００００１Ｆ６（１６進表現）、Ｒ2 ＝０００
００１Ｃ２（１６進表現）とする。１段目のときを計算
するとｉ＝７となり、２段目のときを計算するとｉ＝３
となり、第１段撹拌処理部３1 には暗号化関数ｆ7 を選
択して投入し、第２段撹拌処理部３2 には暗号化関数ｆ
3 を選択して投入することとなる。３段以降も同様に計
算して選択し投入することとなる。
【００３４】上述のように、各暗号化関数部４1 〜４n
に投入される暗号化関数は固定化された形で投入される
ことなく、右変換過程文Ｒ0 〜Ｒn-1 の情報に基づいて
投入されるので、暗号強度を高めることができる。
に投入される暗号化関数は固定化された形で投入される
ことなく、右変換過程文Ｒ0 〜Ｒn-1 の情報に基づいて
投入されるので、暗号強度を高めることができる。
【００３５】図４は、暗号化関数選択情報演算部２０ｂ
が共通鍵Ｋ及び定位置中間鍵Ｋ1 〜Ｋn の情報に基づい
て暗号化関数２０ａを操作するようにしている。
が共通鍵Ｋ及び定位置中間鍵Ｋ1 〜Ｋn の情報に基づい
て暗号化関数２０ａを操作するようにしている。
【００３６】選択部２０の動作の一例を説明すると、ま
ず、暗号化関数選択情報演算部２０ｂ内でトレースして
いる撹拌処理部３の対応情報Ｘ（任意のＸ段目をあらわ
す）に対し、共通鍵Ｋと定位置中間鍵ＫＸ（Ｘ番目の定
位置中間鍵をあらわし、４９ビット以上はオール０とす
る）とのビット毎の排他的論理和をとり、それをトータ
ルの段数ｎで割った剰余Ｙに１を加算したものｉが算出
される。つまり、 ｉ＝１＋Ｙ＝１＋（Ｋ xor ＫＸ） mod ｎ となる。
ず、暗号化関数選択情報演算部２０ｂ内でトレースして
いる撹拌処理部３の対応情報Ｘ（任意のＸ段目をあらわ
す）に対し、共通鍵Ｋと定位置中間鍵ＫＸ（Ｘ番目の定
位置中間鍵をあらわし、４９ビット以上はオール０とす
る）とのビット毎の排他的論理和をとり、それをトータ
ルの段数ｎで割った剰余Ｙに１を加算したものｉが算出
される。つまり、 ｉ＝１＋Ｙ＝１＋（Ｋ xor ＫＸ） mod ｎ となる。
【００３７】次に、このＸとｉを暗号化関数選択部２０
ａに渡し、この暗号化関数選択部２０ａでは、暗号化関
数記憶部２０ｃから暗号化関数ｆi を選択して第Ｘ段撹
拌処理部へ投入する。具体的な数値例では、いま、Ｋ＝
００００００００００００３Ａ（１６進表現）、Ｋ1 ＝
００００００００００００１６（上位拡張，１６進表
現）、Ｋ2 ＝００００００００００００１Ｂ（上位拡
張，１６進表現）とすると、１段目のときを計算すると
ｉ＝１３となり、２段目のときを計算するとｉ＝２とな
り、第１段撹拌処理部３1 には、暗号化関数ｆ13を選択
して投入し、第２段撹拌処理部３2 には、暗号化関数ｆ
2 を選択して投入することとなる。３段以降も同様に計
算して選択し投入することとなる。
ａに渡し、この暗号化関数選択部２０ａでは、暗号化関
数記憶部２０ｃから暗号化関数ｆi を選択して第Ｘ段撹
拌処理部へ投入する。具体的な数値例では、いま、Ｋ＝
００００００００００００３Ａ（１６進表現）、Ｋ1 ＝
００００００００００００１６（上位拡張，１６進表
現）、Ｋ2 ＝００００００００００００１Ｂ（上位拡
張，１６進表現）とすると、１段目のときを計算すると
ｉ＝１３となり、２段目のときを計算するとｉ＝２とな
り、第１段撹拌処理部３1 には、暗号化関数ｆ13を選択
して投入し、第２段撹拌処理部３2 には、暗号化関数ｆ
2 を選択して投入することとなる。３段以降も同様に計
算して選択し投入することとなる。
【００３８】上述のように、各暗号化関数部４1 〜４n
に投入される暗号化関数は固定化された形で投入される
ことなく、共通鍵Ｋ及び定位置中間鍵Ｋ1 〜Ｋn の情報
に基づいて投入されるので、暗号強度を高めることがで
きる。
に投入される暗号化関数は固定化された形で投入される
ことなく、共通鍵Ｋ及び定位置中間鍵Ｋ1 〜Ｋn の情報
に基づいて投入されるので、暗号強度を高めることがで
きる。
【００３９】図５は、暗号化関数選択情報演算部２０ｂ
が共通鍵Ｋ及び右変換過程文Ｒ0 〜Ｒn-1 の情報に基づ
いて暗号化関数選択部２０ａを操作するようにしてい
る。
が共通鍵Ｋ及び右変換過程文Ｒ0 〜Ｒn-1 の情報に基づ
いて暗号化関数選択部２０ａを操作するようにしてい
る。
【００４０】選択部２０の動作の一例を説明すると、ま
ず、暗号化関数選択情報演算部２０ｂ内でトレースして
いる撹拌処理部３の対応段情報Ｘ（任意のＸ段目をあら
わす）に対し、共通鍵Ｋと、右変換過程文ＲＸ（Ｘ段目
の暗号化関数部に入力されるもの）の３３ビット以上を
オール０にして５６ビットまで拡張したものＲＲＸとの
ビット毎の排他的論理和をとり、それをトータルの段数
ｎで割った剰余Ｙに１を加算したものｉが算出される。
つまり、 ｉ＝１＋Ｙ＝１＋（Ｋ xor ＲＲＸ） mod ｎ となる。
ず、暗号化関数選択情報演算部２０ｂ内でトレースして
いる撹拌処理部３の対応段情報Ｘ（任意のＸ段目をあら
わす）に対し、共通鍵Ｋと、右変換過程文ＲＸ（Ｘ段目
の暗号化関数部に入力されるもの）の３３ビット以上を
オール０にして５６ビットまで拡張したものＲＲＸとの
ビット毎の排他的論理和をとり、それをトータルの段数
ｎで割った剰余Ｙに１を加算したものｉが算出される。
つまり、 ｉ＝１＋Ｙ＝１＋（Ｋ xor ＲＲＸ） mod ｎ となる。
【００４１】次に、このＸとｉを暗号化関数選択部２０
ａに渡し、この暗号化関数選択部２０ａでは、暗号化関
数記憶部２０ｃから暗号化関数ｆi を選択して第Ｘ段撹
拌処理部３Ｘへ投入する。具体的な数値例では、いま、
Ｋ＝００００００００００００３Ａ（１６進表現）、Ｒ
Ｒ1 ＝０００００００００００１Ｆ６（上位拡張，１６
進表現）、ＲＲ2 ＝０００００００００００１Ｃ２（上
位拡張，１６進表現）とすると、１段目のときを計算す
るとｉ＝１３となり、２段目の時を計算するとｉ＝９と
なり、第１段撹拌処理部３1 には、暗号化関数ｆ13を選
択して投入し、第２段撹拌処理部３2 には、暗号化関数
ｆ9 を選択して投入することとなる。３段以降も同様に
計算して選択し投入することとなる。
ａに渡し、この暗号化関数選択部２０ａでは、暗号化関
数記憶部２０ｃから暗号化関数ｆi を選択して第Ｘ段撹
拌処理部３Ｘへ投入する。具体的な数値例では、いま、
Ｋ＝００００００００００００３Ａ（１６進表現）、Ｒ
Ｒ1 ＝０００００００００００１Ｆ６（上位拡張，１６
進表現）、ＲＲ2 ＝０００００００００００１Ｃ２（上
位拡張，１６進表現）とすると、１段目のときを計算す
るとｉ＝１３となり、２段目の時を計算するとｉ＝９と
なり、第１段撹拌処理部３1 には、暗号化関数ｆ13を選
択して投入し、第２段撹拌処理部３2 には、暗号化関数
ｆ9 を選択して投入することとなる。３段以降も同様に
計算して選択し投入することとなる。
【００４２】上述のように、各暗号化関数部４1 〜４n
に投入される暗号化関数は固定化された形で投入される
ことなく、共通鍵Ｋ及び右変換過程文Ｒ0 〜Ｒn-1 の情
報に基づいて投入されるので、暗号強度を高めることが
できる。
に投入される暗号化関数は固定化された形で投入される
ことなく、共通鍵Ｋ及び右変換過程文Ｒ0 〜Ｒn-1 の情
報に基づいて投入されるので、暗号強度を高めることが
できる。
【００４３】図６は、暗号化関数選択情報演算部２０ｂ
が定位置中間鍵Ｋ1 〜Ｋn 及び右変換過程文Ｒ0 〜Ｒn-
1 の情報に基づいて暗号化関数選択部２０ａを操作する
ようにしている。
が定位置中間鍵Ｋ1 〜Ｋn 及び右変換過程文Ｒ0 〜Ｒn-
1 の情報に基づいて暗号化関数選択部２０ａを操作する
ようにしている。
【００４４】選択部２０の動作の一例を説明すると、ま
ず、暗号化関数選択情報演算部２０ｂ内でトレースして
いる撹拌処理部３の対応段情報Ｘ（任意のＸ段目をあら
わす）に対し、定位置中間鍵ＫＸ（Ｘ番目の定位置中間
鍵をあらわし、４９ビット以上はオール０とする）と、
右変換過程文ＲＸ（Ｘ段目の暗号化関数部に入力される
もの）の３３ビット以上をオール０にして５６ビットま
で拡張したものＲＲＸとのビット毎の排他的論理和をと
り、それをトータルの段数ｎで割った剰余Ｙに１を加算
したものｉが算出される。つまり、 ｉ＝１＋Ｙ＝１＋（ＫＸ xor ＲＲＸ） mod ｎ となる。
ず、暗号化関数選択情報演算部２０ｂ内でトレースして
いる撹拌処理部３の対応段情報Ｘ（任意のＸ段目をあら
わす）に対し、定位置中間鍵ＫＸ（Ｘ番目の定位置中間
鍵をあらわし、４９ビット以上はオール０とする）と、
右変換過程文ＲＸ（Ｘ段目の暗号化関数部に入力される
もの）の３３ビット以上をオール０にして５６ビットま
で拡張したものＲＲＸとのビット毎の排他的論理和をと
り、それをトータルの段数ｎで割った剰余Ｙに１を加算
したものｉが算出される。つまり、 ｉ＝１＋Ｙ＝１＋（ＫＸ xor ＲＲＸ） mod ｎ となる。
【００４５】次に、このＸとｉを暗号化関数選択部２０
ａに渡し、この暗号化関数選択部２０ａでは、暗号化関
数記憶部２０ｃから暗号化関数ｆi を選択して第Ｘ段撹
拌処理部３Ｘへ投入する。具体的な数値例では、いま、
Ｋ1 ＝００００００００００００１６（上位拡張，１６
進表現）、Ｋ2 ＝００００００００００００１Ｂ（上位
拡張，１６進表現）、ＲＲ1 ＝０００００００００００
１Ｆ６（上位拡張，１６進表現）、ＲＲ2 ＝０００００
００００００１Ｃ２（上位拡張，１６進表現）とする
と、１段目のときを計算するとｉ＝１となり、２段目の
ときを計算するとｉ＝１０となり、第１段撹拌処理部３
1 には、暗号化関数ｆ1 を選択して投入し、第２段撹拌
処理部３2 には、暗号化関数ｆ10を選択して投入するこ
ととなる。３段以降も同様に計算して選択し投入するこ
ととなる。
ａに渡し、この暗号化関数選択部２０ａでは、暗号化関
数記憶部２０ｃから暗号化関数ｆi を選択して第Ｘ段撹
拌処理部３Ｘへ投入する。具体的な数値例では、いま、
Ｋ1 ＝００００００００００００１６（上位拡張，１６
進表現）、Ｋ2 ＝００００００００００００１Ｂ（上位
拡張，１６進表現）、ＲＲ1 ＝０００００００００００
１Ｆ６（上位拡張，１６進表現）、ＲＲ2 ＝０００００
００００００１Ｃ２（上位拡張，１６進表現）とする
と、１段目のときを計算するとｉ＝１となり、２段目の
ときを計算するとｉ＝１０となり、第１段撹拌処理部３
1 には、暗号化関数ｆ1 を選択して投入し、第２段撹拌
処理部３2 には、暗号化関数ｆ10を選択して投入するこ
ととなる。３段以降も同様に計算して選択し投入するこ
ととなる。
【００４６】上述のように、各暗号化関数部４1 〜４n
に投入される暗号化関数は固定化された形で投入される
ことなく、定位置中間鍵Ｋ1 〜Ｋn 及び右変換過程文Ｒ
0 〜Ｒn-1 の情報に基づいて投入されるので、暗号強度
を高めることができる。
に投入される暗号化関数は固定化された形で投入される
ことなく、定位置中間鍵Ｋ1 〜Ｋn 及び右変換過程文Ｒ
0 〜Ｒn-1 の情報に基づいて投入されるので、暗号強度
を高めることができる。
【００４７】図７は、暗号化関数選択情報演算部２０ｂ
が共通鍵Ｋ、定位置中間鍵Ｋ1 〜Ｋn 及び右変換過程文
Ｒ0 〜Ｒn-1 の情報に基づいて暗号化関数選択部２０ａ
を操作するようにしている。
が共通鍵Ｋ、定位置中間鍵Ｋ1 〜Ｋn 及び右変換過程文
Ｒ0 〜Ｒn-1 の情報に基づいて暗号化関数選択部２０ａ
を操作するようにしている。
【００４８】選択部２０の動作の一例を説明すると、ま
ず、暗号化関数選択情報演算部２０ｂ内でトレースして
いる撹拌処理部３の対応段情報Ｘ（任意のＸ段目をあら
わす）に対し、共通鍵Ｋと、定位置中間鍵ＫＸ（Ｘ番目
の定位置中間鍵をあらわし、４９ビット以上はオール０
とする）と、右変換過程文ＲＸ（Ｘ段目の暗号化関数部
に入力されるもの）の３３ビット以上をオール０にして
５６ビットまで拡張したものＲＲＸとのビット毎の排他
的論理和をとり、それをトータルの段数ｎで割った剰余
Ｙに１を加算したものｉが算出される。つまり、 ｉ＝１＋Ｙ＝１＋（Ｋ xor ＫＸ xor ＲＲＸ） mod
ｎ となる。
ず、暗号化関数選択情報演算部２０ｂ内でトレースして
いる撹拌処理部３の対応段情報Ｘ（任意のＸ段目をあら
わす）に対し、共通鍵Ｋと、定位置中間鍵ＫＸ（Ｘ番目
の定位置中間鍵をあらわし、４９ビット以上はオール０
とする）と、右変換過程文ＲＸ（Ｘ段目の暗号化関数部
に入力されるもの）の３３ビット以上をオール０にして
５６ビットまで拡張したものＲＲＸとのビット毎の排他
的論理和をとり、それをトータルの段数ｎで割った剰余
Ｙに１を加算したものｉが算出される。つまり、 ｉ＝１＋Ｙ＝１＋（Ｋ xor ＫＸ xor ＲＲＸ） mod
ｎ となる。
【００４９】次に、このＸとｉを暗号化関数選択部２０
ａに渡し、この暗号化関数選択部２０ａでは、暗号化関
数記憶部２０ｃから暗号化関数ｆi を選択して第Ｘ段撹
拌処理部３Ｘへ投入する。具体的な数値例では、いま、
Ｋ＝００００００００００００３Ａ（１６進表現）、Ｋ
1 ＝００００００００００００１６（上位拡張，１６進
表現）、Ｋ2 ＝００００００００００００１Ｂ（上位拡
張，１６進表現）、ＲＲ1 ＝０００００００００００１
Ｆ６（上位拡張，１６進表現）、ＲＲ2 ＝００００００
０００００１Ｃ２（上位拡張，１６進表現）とすると、
１段目のときを計算するとｉ＝１１となり、２段目のと
きを計算するとｉ＝４となり、第１段撹拌処理部３1 に
は暗号化関数ｆ11を選択して投入し、第２段撹拌処理部
３2 には暗号化関数ｆ4 を選択して投入することとな
る。３段以降も同様に計算して選択し投入することとな
る。
ａに渡し、この暗号化関数選択部２０ａでは、暗号化関
数記憶部２０ｃから暗号化関数ｆi を選択して第Ｘ段撹
拌処理部３Ｘへ投入する。具体的な数値例では、いま、
Ｋ＝００００００００００００３Ａ（１６進表現）、Ｋ
1 ＝００００００００００００１６（上位拡張，１６進
表現）、Ｋ2 ＝００００００００００００１Ｂ（上位拡
張，１６進表現）、ＲＲ1 ＝０００００００００００１
Ｆ６（上位拡張，１６進表現）、ＲＲ2 ＝００００００
０００００１Ｃ２（上位拡張，１６進表現）とすると、
１段目のときを計算するとｉ＝１１となり、２段目のと
きを計算するとｉ＝４となり、第１段撹拌処理部３1 に
は暗号化関数ｆ11を選択して投入し、第２段撹拌処理部
３2 には暗号化関数ｆ4 を選択して投入することとな
る。３段以降も同様に計算して選択し投入することとな
る。
【００５０】上述のように、各暗号化関数部４1 〜４n
に投入される暗号化関数は固定化された形で投入される
ことなく、共通鍵Ｋ、定位置中間鍵Ｋ1 〜Ｋn 及び右変
換過程文Ｒ0 〜Ｒn-1 の情報に基づいて投入されるの
で、暗号強度を高めることができる。
に投入される暗号化関数は固定化された形で投入される
ことなく、共通鍵Ｋ、定位置中間鍵Ｋ1 〜Ｋn 及び右変
換過程文Ｒ0 〜Ｒn-1 の情報に基づいて投入されるの
で、暗号強度を高めることができる。
【００５１】復号化に関しては、上記図１〜図７のすべ
ての例において、従来と同様に鍵の投入順序を逆にして
行われるので、鍵スケジューリング部１０ａでの定位置
中間鍵Ｋ1 〜Ｋn の生成順序をＫ1 、Ｋ2 、…、Ｋn の
順ではなく、逆のＫn 、…、Ｋ2 、Ｋ1 の順で生成され
る。つまり、１番目の定位置にはＫn が、２番目の定位
置にはＫn-1 が、ｎ番目の定位置にはＫ1 がきて新たな
Ｋ1 ，Ｋ2 ，…，Ｋnとなる。また、上記図１及び図２
の実施の形態のみ、ｉの算出において、Ｘの代わりにｎ
−Ｘ＋１が代入される。そして、上記全ての実施の形態
において、復号化で用いられる各段の復号化関数は、暗
号化時と同じ順に選択されて投入される。
ての例において、従来と同様に鍵の投入順序を逆にして
行われるので、鍵スケジューリング部１０ａでの定位置
中間鍵Ｋ1 〜Ｋn の生成順序をＫ1 、Ｋ2 、…、Ｋn の
順ではなく、逆のＫn 、…、Ｋ2 、Ｋ1 の順で生成され
る。つまり、１番目の定位置にはＫn が、２番目の定位
置にはＫn-1 が、ｎ番目の定位置にはＫ1 がきて新たな
Ｋ1 ，Ｋ2 ，…，Ｋnとなる。また、上記図１及び図２
の実施の形態のみ、ｉの算出において、Ｘの代わりにｎ
−Ｘ＋１が代入される。そして、上記全ての実施の形態
において、復号化で用いられる各段の復号化関数は、暗
号化時と同じ順に選択されて投入される。
【００５２】
【発明の効果】本発明に係る暗号装置は、暗号化処理部
又は復号化処理部で用いられる暗号化関数又は復号化関
数を所定の情報に基づいて選択する選択手段を設けたの
で、暗号強度を強めることができる。選択手段を共通鍵
の情報に基づくものとしたときは、暗号強度を強めるこ
とができる。選択手段を生成された中間鍵の情報に基づ
くものとしたときは、暗号強度を強めることができる。
選択手段を暗号化処理部又は復号化処理部の右変換過程
文の情報に基づくものとしたときは、暗号強度を強める
ことができる。選択手段を共通鍵の情報及び生成された
中間鍵の情報に基づくものとしたときは、暗号強度を強
めることができる。選択手段を共通鍵の情報及び暗号化
処理部又は復号化処理部の右変換過程文の情報に基づく
ものとしたときは、暗号強度を強めることができる。選
択手段を生成された中間鍵の情報及び暗号化処理部又は
復号化処理部の右変換過程文の情報に基づくものとした
ときは、暗号強度を強めることができる。選択手段を共
通鍵の情報、生成された中間鍵の情報及び暗号化処理部
又は復号化処理部の右変換過程文の情報に基づくものと
したときは、暗号強度を強めることができる。
又は復号化処理部で用いられる暗号化関数又は復号化関
数を所定の情報に基づいて選択する選択手段を設けたの
で、暗号強度を強めることができる。選択手段を共通鍵
の情報に基づくものとしたときは、暗号強度を強めるこ
とができる。選択手段を生成された中間鍵の情報に基づ
くものとしたときは、暗号強度を強めることができる。
選択手段を暗号化処理部又は復号化処理部の右変換過程
文の情報に基づくものとしたときは、暗号強度を強める
ことができる。選択手段を共通鍵の情報及び生成された
中間鍵の情報に基づくものとしたときは、暗号強度を強
めることができる。選択手段を共通鍵の情報及び暗号化
処理部又は復号化処理部の右変換過程文の情報に基づく
ものとしたときは、暗号強度を強めることができる。選
択手段を生成された中間鍵の情報及び暗号化処理部又は
復号化処理部の右変換過程文の情報に基づくものとした
ときは、暗号強度を強めることができる。選択手段を共
通鍵の情報、生成された中間鍵の情報及び暗号化処理部
又は復号化処理部の右変換過程文の情報に基づくものと
したときは、暗号強度を強めることができる。
【図１】本発明の一実施の形態に係る暗号装置の概略構
成図である。
成図である。
【図２】本発明の他の実施の形態に係る暗号装置の概略
構成図である。
構成図である。
【図３】本発明の他の実施の形態に係る暗号装置の概略
構成図である。
構成図である。
【図４】本発明の他の実施の形態に係る暗号装置の概略
構成図である。
構成図である。
【図５】本発明の他の実施の形態に係る暗号装置の概略
構成図である。
構成図である。
【図６】本発明の他の実施の形態に係る暗号装置の概略
構成図である。
構成図である。
【図７】本発明の他の実施の形態に係る暗号装置の概略
構成図である。
構成図である。
【図８】従来の暗号装置の概略構成図である。
【図９】中間鍵生成部の詳細図である。
【図１０】暗号化関数部の詳細図である。
１ 平文（暗号文）ブロック ２ 初期転置部 ３ 本発明の暗号化処理部及び復号化処理部に当たる撹
拌処理部 ４1 〜４n 暗号化関数部（復号化のときは復号化関数
部に当たる） ４Ａ，４Ｄ 線形変換部 ４Ｂ 排他的論理和部 ４Ｃ1 〜４Ｃm 非線形処理ボックス ５1 〜５n 排他的論理和部 ６ 逆初期転置部 ７ 暗号分（平文）ブロック １０ 中間鍵生成部 １０ａ 鍵スケジューリング部 ２０ 選択部 ２０ａ 暗号化関数選択部 ２０ｂ 暗号化関数選択情報演算部 ２０ｃ 暗号化関数記憶部 Ｒ0 〜Ｒn 右変換過程文 Ｌ0 〜Ｌn 左変換過程文 Ｋ 共通鍵 Ｋ1 〜Ｋn 定位置中間鍵（中間鍵）
拌処理部 ４1 〜４n 暗号化関数部（復号化のときは復号化関数
部に当たる） ４Ａ，４Ｄ 線形変換部 ４Ｂ 排他的論理和部 ４Ｃ1 〜４Ｃm 非線形処理ボックス ５1 〜５n 排他的論理和部 ６ 逆初期転置部 ７ 暗号分（平文）ブロック １０ 中間鍵生成部 １０ａ 鍵スケジューリング部 ２０ 選択部 ２０ａ 暗号化関数選択部 ２０ｂ 暗号化関数選択情報演算部 ２０ｃ 暗号化関数記憶部 Ｒ0 〜Ｒn 右変換過程文 Ｌ0 〜Ｌn 左変換過程文 Ｋ 共通鍵 Ｋ1 〜Ｋn 定位置中間鍵（中間鍵）
【手続補正書】
【提出日】平成８年１１月２５日
【手続補正１】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】００１３
【補正方法】変更
【補正内容】
【００１３】生成された暗号化関数出力文Ｂi は、第ｉ
段撹拌処理部３i の排他的論理和部５i で左変換過程文
Ｌi-1 との間で排他的論理和がとられる。
段撹拌処理部３i の排他的論理和部５i で左変換過程文
Ｌi-1 との間で排他的論理和がとられる。
【手続補正２】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】００３３
【補正方法】変更
【補正内容】
【００３３】次に、このＸとｉを暗号化関数選択部２０
ａに渡し、この暗号化関数選択部２０ａでは、暗号化関
数記憶部２０ｃから暗号化関数ｆi を選択して第Ｘ段撹
拌処理部３Ｘへ投入する。具体的な数値例では、いま、
Ｒ0 ＝０００００１Ｆ６（１６進表現）、Ｒ1 ＝０００
００１Ｃ２（１６進表現）とする。１段目のときを計算
するとｉ＝７となり、２段目のときを計算するとｉ＝３
となり、第１段撹拌処理部３1 には暗号化関数ｆ7 を選
択して投入し、第２段撹拌処理部３2 には暗号化関数ｆ
3 を選択して投入することとなる。３段以降も同様に計
算して選択し投入することとなる。
ａに渡し、この暗号化関数選択部２０ａでは、暗号化関
数記憶部２０ｃから暗号化関数ｆi を選択して第Ｘ段撹
拌処理部３Ｘへ投入する。具体的な数値例では、いま、
Ｒ0 ＝０００００１Ｆ６（１６進表現）、Ｒ1 ＝０００
００１Ｃ２（１６進表現）とする。１段目のときを計算
するとｉ＝７となり、２段目のときを計算するとｉ＝３
となり、第１段撹拌処理部３1 には暗号化関数ｆ7 を選
択して投入し、第２段撹拌処理部３2 には暗号化関数ｆ
3 を選択して投入することとなる。３段以降も同様に計
算して選択し投入することとなる。
【手続補正３】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】００４１
【補正方法】変更
【補正内容】
【００４１】次に、このＸとｉを暗号化関数選択部２０
ａに渡し、この暗号化関数選択部２０ａでは、暗号化関
数記憶部２０ｃから暗号化関数ｆi を選択して第Ｘ段撹
拌処理部３Ｘへ投入する。具体的な数値例では、いま、
Ｋ＝００００００００００００３Ａ（１６進表現）、Ｒ
Ｒ0 ＝０００００００００００１Ｆ６（上位拡張，１６
進表現）、ＲＲ1 ＝０００００００００００１Ｃ２（上
位拡張，１６進表現）とすると、１段目のときを計算す
るとｉ＝１３となり、２段目の時を計算するとｉ＝９と
なり、第１段撹拌処理部３1 には、暗号化関数ｆ13を選
択して投入し、第２段撹拌処理部３2 には、暗号化関数
ｆ9 を選択して投入することとなる。３段以降も同様に
計算して選択し投入することとなる。
ａに渡し、この暗号化関数選択部２０ａでは、暗号化関
数記憶部２０ｃから暗号化関数ｆi を選択して第Ｘ段撹
拌処理部３Ｘへ投入する。具体的な数値例では、いま、
Ｋ＝００００００００００００３Ａ（１６進表現）、Ｒ
Ｒ0 ＝０００００００００００１Ｆ６（上位拡張，１６
進表現）、ＲＲ1 ＝０００００００００００１Ｃ２（上
位拡張，１６進表現）とすると、１段目のときを計算す
るとｉ＝１３となり、２段目の時を計算するとｉ＝９と
なり、第１段撹拌処理部３1 には、暗号化関数ｆ13を選
択して投入し、第２段撹拌処理部３2 には、暗号化関数
ｆ9 を選択して投入することとなる。３段以降も同様に
計算して選択し投入することとなる。
【手続補正４】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】００４５
【補正方法】変更
【補正内容】
【００４５】次に、このＸとｉを暗号化関数選択部２０
ａに渡し、この暗号化関数選択部２０ａでは、暗号化関
数記憶部２０ｃから暗号化関数ｆi を選択して第Ｘ段撹
拌処理部３Ｘへ投入する。具体的な数値例では、いま、
Ｋ1 ＝００００００００００００１６（上位拡張，１６
進表現）、Ｋ2 ＝００００００００００００１Ｂ（上位
拡張，１６進表現）、ＲＲ0 ＝０００００００００００
１Ｆ６（上位拡張，１６進表現）、ＲＲ1 ＝０００００
００００００１Ｃ２（上位拡張，１６進表現）とする
と、１段目のときを計算するとｉ＝１となり、２段目の
ときを計算するとｉ＝１０となり、第１段撹拌処理部３
1 には、暗号化関数ｆ1 を選択して投入し、第２段撹拌
処理部３2 には、暗号化関数ｆ10を選択して投入するこ
ととなる。３段以降も同様に計算して選択し投入するこ
ととなる。
ａに渡し、この暗号化関数選択部２０ａでは、暗号化関
数記憶部２０ｃから暗号化関数ｆi を選択して第Ｘ段撹
拌処理部３Ｘへ投入する。具体的な数値例では、いま、
Ｋ1 ＝００００００００００００１６（上位拡張，１６
進表現）、Ｋ2 ＝００００００００００００１Ｂ（上位
拡張，１６進表現）、ＲＲ0 ＝０００００００００００
１Ｆ６（上位拡張，１６進表現）、ＲＲ1 ＝０００００
００００００１Ｃ２（上位拡張，１６進表現）とする
と、１段目のときを計算するとｉ＝１となり、２段目の
ときを計算するとｉ＝１０となり、第１段撹拌処理部３
1 には、暗号化関数ｆ1 を選択して投入し、第２段撹拌
処理部３2 には、暗号化関数ｆ10を選択して投入するこ
ととなる。３段以降も同様に計算して選択し投入するこ
ととなる。
【手続補正５】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】００４９
【補正方法】変更
【補正内容】
【００４９】次に、このＸとｉを暗号化関数選択部２０
ａに渡し、この暗号化関数選択部２０ａでは、暗号化関
数記憶部２０ｃから暗号化関数ｆi を選択して第Ｘ段撹
拌処理部３Ｘへ投入する。具体的な数値例では、いま、
Ｋ＝００００００００００００３Ａ（１６進表現）、Ｋ
1 ＝００００００００００００１６（上位拡張，１６進
表現）、Ｋ2 ＝００００００００００００１Ｂ（上位拡
張，１６進表現）、ＲＲ0 ＝０００００００００００１
Ｆ６（上位拡張，１６進表現）、ＲＲ1 ＝００００００
０００００１Ｃ２（上位拡張，１６進表現）とすると、
１段目のときを計算するとｉ＝１１となり、２段目のと
きを計算するとｉ＝４となり、第１段撹拌処理部３1 に
は暗号化関数ｆ11を選択して投入し、第２段撹拌処理部
３2 には暗号化関数ｆ4 を選択して投入することとな
る。３段以降も同様に計算して選択し投入することとな
る。
ａに渡し、この暗号化関数選択部２０ａでは、暗号化関
数記憶部２０ｃから暗号化関数ｆi を選択して第Ｘ段撹
拌処理部３Ｘへ投入する。具体的な数値例では、いま、
Ｋ＝００００００００００００３Ａ（１６進表現）、Ｋ
1 ＝００００００００００００１６（上位拡張，１６進
表現）、Ｋ2 ＝００００００００００００１Ｂ（上位拡
張，１６進表現）、ＲＲ0 ＝０００００００００００１
Ｆ６（上位拡張，１６進表現）、ＲＲ1 ＝００００００
０００００１Ｃ２（上位拡張，１６進表現）とすると、
１段目のときを計算するとｉ＝１１となり、２段目のと
きを計算するとｉ＝４となり、第１段撹拌処理部３1 に
は暗号化関数ｆ11を選択して投入し、第２段撹拌処理部
３2 には暗号化関数ｆ4 を選択して投入することとな
る。３段以降も同様に計算して選択し投入することとな
る。
Claims (8)
- 【請求項１】 所定数のビットからなるブロック状の平
文又は暗号文を、共通鍵から生成された所定の複数の中
間鍵を所定の複数段の暗号化処理部又は復号化処理部に
それぞれ投入して暗号化又は復号化する、共通鍵ブロッ
ク暗号方式の暗号装置において、 前記暗号化処理部又は前記復号化処理部で用いられる暗
号化関数又は復合化関数を所定の情報に基づいて選択す
る選択手段を設けたことを特徴とする暗号装置。 - 【請求項２】 選択手段は、共通鍵の情報に基づくもの
であることを特徴とする請求項１記載の暗号装置。 - 【請求項３】 選択手段は、生成された中間鍵の情報に
基づくものであることを特徴とする請求項１記載の暗号
装置。 - 【請求項４】 選択手段は、暗号化処理部又は復号化処
理部の右変換過程文の情報に基づくものであることを特
徴とする請求項１記載の暗号装置。 - 【請求項５】 選択手段は、共通鍵の情報及び生成され
た中間鍵の情報に基づくものであることを特徴とする請
求項１記載の暗号装置。 - 【請求項６】 選択手段は、共通鍵の情報及び暗号化処
理部又は復号化処理部の右変換過程文の情報に基づくも
のであることを特徴とする請求項１記載の暗号装置。 - 【請求項７】 選択手段は、生成された中間鍵の情報及
び暗号化処理部又は復号化処理部の右変換過程文の情報
に基づくものであることを特徴とする請求項１記載の暗
号装置。 - 【請求項８】 選択手段は、共通鍵の情報、生成された
中間鍵の情報及び暗号化処理部又は復号化処理部の右変
換過程文の情報に基づくものであることを特徴とする請
求項１記載の暗号装置。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP31219996A JPH10153954A (ja) | 1996-11-22 | 1996-11-22 | 暗号装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP31219996A JPH10153954A (ja) | 1996-11-22 | 1996-11-22 | 暗号装置 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH10153954A true JPH10153954A (ja) | 1998-06-09 |
Family
ID=18026409
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP31219996A Pending JPH10153954A (ja) | 1996-11-22 | 1996-11-22 | 暗号装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPH10153954A (ja) |
Cited By (5)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6446050B1 (en) * | 1997-11-14 | 2002-09-03 | Hitachi, Ltd. | Method of and system for processing electronic document and recording medium for recording processing program |
| WO2006121149A1 (ja) * | 2005-05-13 | 2006-11-16 | Ochanomizu University | 擬似乱数発生システム、暗号化システム及び復号化システム |
| JP2011128655A (ja) * | 2011-03-19 | 2011-06-30 | Ochanomizu Univ | 擬似乱数発生システム |
| JP2011145698A (ja) * | 2011-03-19 | 2011-07-28 | Ochanomizu Univ | 暗号化システム及び復号化システム |
| JP2011150368A (ja) * | 2011-03-19 | 2011-08-04 | Ochanomizu Univ | 暗号化システム及び復号化システム |
-
1996
- 1996-11-22 JP JP31219996A patent/JPH10153954A/ja active Pending
Cited By (6)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US6446050B1 (en) * | 1997-11-14 | 2002-09-03 | Hitachi, Ltd. | Method of and system for processing electronic document and recording medium for recording processing program |
| WO2006121149A1 (ja) * | 2005-05-13 | 2006-11-16 | Ochanomizu University | 擬似乱数発生システム、暗号化システム及び復号化システム |
| US8553880B2 (en) | 2005-05-13 | 2013-10-08 | Ochanomizu University | Pseudorandom number generating system, encryption system, and decryption system |
| JP2011128655A (ja) * | 2011-03-19 | 2011-06-30 | Ochanomizu Univ | 擬似乱数発生システム |
| JP2011145698A (ja) * | 2011-03-19 | 2011-07-28 | Ochanomizu Univ | 暗号化システム及び復号化システム |
| JP2011150368A (ja) * | 2011-03-19 | 2011-08-04 | Ochanomizu Univ | 暗号化システム及び復号化システム |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A02 | Decision of refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A02 Effective date: 20040914 |