JPH10171350A - ハッシュ値生成方法および装置 - Google Patents

ハッシュ値生成方法および装置

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JPH10171350A
JPH10171350A JP8329741A JP32974196A JPH10171350A JP H10171350 A JPH10171350 A JP H10171350A JP 8329741 A JP8329741 A JP 8329741A JP 32974196 A JP32974196 A JP 32974196A JP H10171350 A JPH10171350 A JP H10171350A
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Kazuo Takaragi
和夫 宝木
Hiroyuki Kurumaya
博之 車谷
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Hitachi Ltd
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Abstract

(57)【要約】 【課題】 処理速度を低下させることなく安全性の高い
ハッシュ値生成方法および装置を提供する。 【解決手段】 メッセージMが与えられたときに、それ
をある種の暗号的特性をもつように圧縮するようなハッ
シュ関数を実現する。この過程において、(1)メッセー
ジの分割データを入力し、それよりも長いデータを出力
するような単射拡大処理を行い、(2) 乗算処理、およ
び、それぞれシフト数が異なる複数個の巡回シフト処理
を行う。これにより、従来のメッセージ分割データの単
純な圧縮の繰り返し方法に比べてハッシュ関数の高速化
を行うことが可能になった。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、コンピュータネッ
トワークにおけるセキュリティを確保する技術に関す
る。
【０００２】
【従来の技術】従来、電子捺印において、公開鍵暗号だ
けを使って長いメッセージに対する電子捺印（ディジタ
ル署名）を生成しようとすると多くの時間がかかってし
まう。そこで、メッセージを、一旦、短いデータに圧縮
してから圧縮されたデータに対して電子捺印を生成する
方法がとられる。圧縮の仕方は、通常のデータ圧縮のよ
うに圧縮されたデータから元のメッセージが復元される
必要はないが、ある種の暗号的特性を持つように圧縮さ
れる。そこで考えられたのがハッシュ関数(hashfunctio
n)である。
【０００３】商取引文書等のメッセージ、例えば、文書
A: 「洲崎商会殿 乗用車（カタログNo. 1443）を104
万円で購入します。 1996年3月10日 吉浦」がハッ
シュ関数への入力データとなる。入力データの長さはど
んなに長くても構わない。ハッシュ関数は、この入力デ
ータに対して暗号変換に似た処理を施すことで一定長の
短いデータになるように圧縮する。例えば、 ハッシュ値：283AC9081E83D5B28977 がハッシュ関数の出力となる。このハッシュ値はメッセ
ージダイジェスト、あるいはフィンガープリント（指
紋）とも呼ばれ、理想的にはメッセージ一つに対して世
の中に実質上一つしか存在しない。この「世の中に実質
上一つしか存在しない」ことを保証するため、ハッシュ
値の長さは少なくとも128ビット程度は必要と言われて
いる。より詳しくいえばハッシュ関数は、次のような特
性をもつことが必要である。
【０００４】(1) 一方向性(one-way property)：あるハ
ッシュ関数の出力値が与えられたとする。この出力値と
同じ出力値をもたらすような別のメッセージMを求める
ことが計算量的に困難であること。
【０００５】例 和夫君の誕生日が２月２２日とする。
和夫君の誕生日と同じ誕生日を持つ別の人を探すのは平
均して365/2≒183人程度の誕生日を当たってみれば同じ
誕生日の人が見つかる。人をメッセージと置き換え、誕
生日をハッシュ値と置き換えて同様の計算方法が成り立
つ。つまり、ハッシュ値の長さを160ビットとすれば、
ハッシュ値の総数は2160通りある。あるメッセージのハ
ッシュ値と同じハッシュ値をもつ別のメッセージを探す
のは平均して2160/2＝2159個のメッセージに当たってみ
れば同じハッシュ値をもつメッセージが見つかる。これ
は計算量的に困難である。
【０００６】(2) 衝突回避性(collision free propert
y)：メッセージもハッシュ値も何であるかは問わない。
とにかく同じハッシュ値となるように二つの異なるメッ
セージMとM'を見つけることが計算量的に困難であるこ
と。
【０００７】例 とにかく誰でも良いから同じ誕生日を
持つ人二人を探したい。この場合、平均して24人程度の
人の誕生日を当たってみれば同じ誕生日となる二人が見
つかる。同様に、ハッシュ値の長さを160ビットとすれ
ば、何でも良いから同じハッシュ値をもつ二つの異なる
メッセージを見つけるのは平均して2160/２＝280組程度
のメッセージを当たってみれば良い。この個数は一方向
性の場合と比べるとかなり小さい。しかし、依然、計算
量的には困難である。
【０００８】ハッシュ関数を実現する仕組みとしては種
々の方法が発表されているが、公開鍵暗号より圧倒的に
速い方法として換字と転置の繰り返しを行う方法が主流
になっている。その処理の仕組みを示す従来例が次の文
献において開示されている。
【０００９】ISO/IEC 10118-2, "Information technolo
gy - Security techniques - Hash-functions: Part 2:
Hash-functions using an n-bit block cipher algori
thm"（1994） 上記従来例においては、図21に示すように、先ず、圧縮
したいメッセージ2501を一定の長さ毎に区切って、第1
区分M12502、第2区分M22503、・・・というように分割
し、ハッシュ関数2507に入力する。ハッシュ関数2507に
おいては、初期値2504をパラメータとして第1区分M1250
2に対して換字・転置繰り返し処理2505を施すことで第1
番目の中間出力を得る。次に、その中間出力をパラメー
タにして第2区分M22503に対して換字・転置繰り返し処
理2505を施すことで第2番目の中間出力を得る。・・・
という処理を繰り返し最後に出てきた中間出力が求める
ハッシュ値H2506となる。
【００１０】この換字、換字・転置繰り返し処理2505の
ところで、上記従来文献においては米国暗号標準DESの
ような暗号化関数を用いている。これは「ブロック暗号
を利用したハッシュ関数」と呼ばれISOで標準化済みで
あり、それが上記文献において開示されている。この方
法の詳細は次のとおりである。
【００１１】初期値2504を変換関数2508により変換した
ものをパラメータとして第1区分M12502に対して暗号化
関数2509を施すことにより暗号化する。次に、その暗号
化結果と第1区分M12502との間でビット毎の排他的論理
和2510を施し、その結果を換字・転置繰り返し処理2505
の中間出力とする。次の中間出力を再度フィードバック
して換字・転置繰り返し処理2505への入力とし、変換関
数2508により変換したものをパラメータにして第2区分M
22503に対して暗号化関数2509を施すことにより暗号化
する。次に、その暗号化結果と第2区分M22503に対して
ビット毎の排他的論理和2510を施し、その結果を換字・
転置繰り返し処理2505の中間出力とする。・・・という
処理を繰り返し最後に出てきた中間出力が求めるハッシ
ュ値H2506となる。
【００１２】ここで、暗号化関数2509としてDESを用い
る場合、第1区分M12502、第2区分M22503等の各区分の長
さは64ビット、換字・転置繰り返し処理2505の出力の長
さは各64ビットとなり、ハッシュ値H2506の長さも64ビ
ットとなる。この「ブロック暗号を利用したハッシュ関
数」の特徴は、メッセージの各区分 M12502、 M22503、
・・・の長さと、換字・転置繰り返し処理2505の出力の
長さが等しいことである。
【００１３】前記の換字・転置繰り返し処理2505におい
て、DESのような暗号化関数2509を用いない方法は「専
用ハッシュ関数」と呼ばれインターネット標準のMD5やI
SOで標準化中のSHA-1, RIPEMD-160などがある。
【００１４】このうち、MD5は次の文献で開示されてい
る。
【００１５】R. Rivest, "The MD5 Message-Digest Alg
orithm," IETF RFC 1321（1992）MD5においては、メッ
セージ2501を512ビット毎の長さに区切って、512ビット
の第1区分M12502、512ビットの第2区分M22503、・・・
というように分割し、ハッシュ関数2507に入力する。ハ
ッシュ関数2507においては、128ビットの初期値2504を
パラメータとして512ビットの第1区分M12502に対して換
字・転置繰り返し処理2505を施すことにより128ビット
の中間出力を得る。次に、その中間出力をパラメータと
して512ビットの第2区分M22503に対して換字・転置繰り
返し処理2505を施すことにより128ビットの中間出力を
得る。・・・という処理を繰り返し最後に出てきた128
ビットの中間出力が求めるハッシュ値H2506となる。
【００１６】この「専用ハッシュ関数」の特徴は、メッ
セージの各区分 M12502、 M22503、・・・の長さより
も、換字・転置繰り返し処理2505の出力の長さが短いこ
とである。
【００１７】このMD5は処理速度が速く、公開鍵暗号に
比べて1,000倍以上の処理速度が出る。例えば、ペンテ
ィアム90MHzを使ったパソコン上のソフトでは約1ミリ秒
（千分の1秒）で約10万ビットのデータを圧縮処理す
る。これにより、比較的長い文章や図形に対しても電子
捺印を高速に生成することが可能になる。
【００１８】
【発明が解決しようとする課題】しかし、上記公知例に
おいては次の不満足点があった。
【００１９】(1) 「ブロック暗号を利用したハッシュ関
数」により生成されるハッシュ値は処理速度が遅い。
【００２０】このハッシュ関数に用いることができるDE
S等の暗号化関数（ブロック暗号）は、入力長、およ
び、出力長が64ビットと短く、その結果、得られるハッ
シュ値も64ビットとなり、前記の衝突回避性を実現する
うえでは十分な長さではない。そのため、初期値等を変
えてハッシュ関数の計算を２回行うことで128ビットの
ハッシュ値を生成することになるが、そのため、処理速
度が遅くなるという不満が生じる。
【００２１】(2) 「専用ハッシュ関数」により生成され
るハッシュ値には安全上の不安がある。
【００２２】先程述べたように、「専用ハッシュ関数」
は、メッセージを分割したデータに対して単純な換字・
転置の繰り返し処理2505を行っていた。ここで、入力値
の長さ（例えば、512ビット）と比べて、出力値の長さ
（例えば、128ビット）の方が短い。このため、1箇所の
メッセージ分割データ入力512ビット→圧縮データ出力1
28ビットの関係に着目して、入力衝突、すなわち、異な
る二つの入力に対して同一の出力となること、を起こす
ことが比較的容易にできた。つまり、ハッシュ関数を比
較的容易に破ることができた。
【００２３】したがって、本発明の目的は、処理速度を
低下させることなく安全性の高いハッシュ値生成方法お
よび装置を提供することにある。
【００２４】
【課題を解決するための手段】上記、従来の問題を解決
するため、本発明では次の手段を用いる。
【００２５】（１） 前記の従来例では、換字・転置繰
り返し処理2507へ入力されるメッセージ区分の長さと出
力される中間出力の長さを比べると、出力の長さは入力
の長さと等しいか（「ブロック暗号を利用したハッシュ
関数」）、出力の長さは入力の長さよりも短かった
（「専用ハッシュ関数」）。これに対して、本発明で
は、出力の長さは入力の長さより長くし、かつ、入力値
が異なれば出力値も必ず異なるような単射拡大変換を行
う処理を含むようにした。これにより、MD5で問題とな
ったような、換字・転置の繰り返し処理2505におけるメ
ッセージの衝突を避けることが比較的容易にできるよう
になった。
【００２６】（２） 前記の単射拡大変換は、入力値を
変換したものに対して、乗算を行う処理、および、それ
ぞれシフト数が異なる複数個の巡回シフト計算を行う処
理を含むようにした。これにより、ペンティアム等、最
近のマイクロプロセッサの進展により取り分け処理速度
が向上している乗算や巡回シフト計算をデータの撹乱に
有効利用することが可能となった。つまり、ハッシュ関
数の計算において乗算や巡回シフト計算が利用されるこ
ととなり、ハッシュ関数の計算を著しく向上させること
が可能となった。
【００２７】（３） 前記の従来例では、初期値2504は
最初にパラメータとして用いられるとそれ以降何ら処理
には関与しなかった。これに対し、本発明では、最初に
パラメータとして用いられた初期値2504は、後程、メッ
セージ2501が入力されるのと同じ入力部の方へ再度入力
されるようにした。これにより、異なった初期値に対し
て同じハッシュ値が導かれるような初期値の衝突が起こ
りにくいようにした。
【００２８】（４） 前記の従来例では、M12502、M225
03等のメッセージの各区分は一旦処理されるとそれ以降
何ら処理には関与しなかった。これに対し、本発明で
は、一度処理されたメッセージの各区分は、後程、同じ
入力部の方へ再度入力されるようにした。これにより、
異なったメッセージに対して同じハッシュ値が導かれる
ようなメッセージの衝突が起こりにくいようにした。
【００２９】なお、本発明の方法は、ソフトウエア（コ
ンピュータプログラム）により実現されるものであり、
そのプログラムはハードディスク装置などの記録媒体に
保存され、また、ＲＯＭ、ＣＤ−ＲＯＭ、フレキシブル
ディスク等の可搬性の記録媒体に格納された形で流通し
うる。
【００３０】
【発明の実施の形態】以下、本発明の好適な実施の形態
について、詳細に説明する。
【００３１】図1は本発明の第一の実施の形態を示す図
であり、メッセージ2501がハッシュ関数101に入力され
ると、データ拡大部102において、「メッセージと初期
値の混合」処理103が実施された後、「上記混合データ
のLブロック毎K回繰り返し伸長」処理104が実施され拡
大データ107が出力される。次に、拡大データ107を64ビ
ット毎の長さに区切って、64ビットの第1区分E1108、64
ビットの第2区分E2109、・・・というように分割し、単
射拡大部105に入力する。単射拡大部105においては、25
6ビットの初期値110をパラメータとして64ビットの第1
区分E1108に対して単射拡大105を施すことにより256ビ
ットの中間出力を得る。次に、その中間出力をパラメー
タとして64ビットの第2区分E2109に対して単射拡大105
を施すことにより256ビットの中間出力を得る。・・・
という処理を繰り返し最後に出てきた256ビットの中間
出力が求めるハッシュ値H111となる。
【００３２】図2は図1における「メッセージと初期値の
混合」処理103の詳細を示したものである。「メッセー
ジと初期値の混合」処理103には初期値110とメッセージ
2501が入力される。初期値110は4個の64ビットデータブ
ロックI1201, I2202, I3203,I4204がこの順に連なった
ものである。先ず、パディング処理220においては、予
め設定されている整数Lを参照して、メッセージ2501は
その長さに256加えた数値がL×64の整数倍になるように
データが接続される。すなわち、 (1) メッセージ2501の長さに256加えた数値が丁度L×64
の整数倍であった場合、メッセージの後部にビット"
1"、および、 L×64−1個のビット"0"をこの順番につな
げる。
【００３３】(2) メッセージ2501の長さに256加えた数
値がL×64ビットの整数倍でない場合、メッセージの後
部にビット"1"、および、ビット"0"をいくつか(0個から
L×64−2個の間)この順番につなげることによって、全
体の長さが丁度L×64ビットの整数倍になるようにす
る。
【００３４】メッセージ2501は、このパディング後に、
N個の64ビットデータブロックM1205, M2206, M3207, M4
208, M5209, …がこの順に連なったデータ216となる。
処理217にこのデータ216が入力されると、M1→ D1, I1
→ D2, M2→ D3, I2→ D4, M3→ D5, I3→ D6, M4→
D7, I4→ D8, M5→ D9, M6→ D10, M7→ D11,…という
データの置き換えが行われ、置き換えた結果としてのN
＋4個の64ビットデータブロックD1210, D2211, D3212,
D4213, D5214, …がこの順に連なったものが中間拡大デ
ータ215として出力される。この中間拡大データ215の長
さは丁度L×64ビットの整数倍となる。
【００３５】図3は図1における「上記混合データのLブ
ロック毎K回繰り返し伸長」処理104の詳細フローを示し
たものである。図3においては、次の処理が行われる。
【００３６】ステップ301：はじめ。
【００３７】ステップ302：図２の処理において求めた
中間拡大データD1, D2,・・・を入力する。
【００３８】ステップ303：i＝1, j＝0と設定する。
【００３９】ステップ304：m＝(i−(i(mod L・K)))/K＋
((i−1)(mod L))＋1 ステップ305：Ei＝Dm ステップ306：Eiを出力する。
【００４０】ステップ307：Dmは最後の入力データか？
もし、そうであればステップ308へ進む。もし、そうで
なければ、ステップ310へ進む。
【００４１】ステップ308：j＝j＋1 ステップ309：j＞Kか？もし、そうであれば、ステップ3
11に進む。もし、そうでなければ、ステップ310に進
む。
【００４２】ステップ310：i＝i＋1。ステップ304に戻
る。
【００４３】ステップ311：おわり。
【００４４】図3の処理を実行することにより、中間拡
大データD1, D2,・・・がLブロック毎K回繰り返すよう
な形に伸長され、拡大データE1, E2,・・・として出力
される。拡大データE1, E2,・・・の長さは中間拡大デ
ータD1, D2,・・・の長さのK倍となる。
【００４５】図4は図1における単射拡大部105の詳細フ
ローを示したものである。図4においては、次の処理が
行われる。
【００４６】ステップ401：はじめ。
【００４７】ステップ402：256ビットの初期値を入力
し、Hとする。
【００４８】ステップ403：i＝1とする。
【００４９】ステップ404：図３の出力である拡大デー
タのうち、第i番目の64ビットブロックEiを入力する。
【００５０】ステップ405： Eiに対して、64ビット→96
ビットの単射拡大を行う。この結果、96ビットのデータ
を得る。
【００５１】ステップ406：得られた96ビットのデータ
に対して、96ビット→128ビットの単射拡大を行う。こ
の結果、128ビットのデータを得る。
【００５２】ステップ407：得られた128ビットのデータ
に対して、128ビット→256ビットの単射拡大を行う。こ
の結果得た256ビットのデータをHとする。
【００５３】ステップ408： Eiは最後の入力データか？
もし、そうであれば、ステップ410へ進む。もし、そう
でなければ、ステップ409へ進む。
【００５４】ステップ409：i＝i＋1とする。ステップ40
4へ戻る。
【００５５】ステップ410：256ビットのデータHを出力
する。
【００５６】ステップ411：おわり。
【００５７】図4の処理の結果得られる出力値Hが求める
ハッシュ値H111である。
【００５８】図5は図4における「64ビット→96ビットの
単射拡大」ステップ405の詳細フローを示したものであ
る。図5においては、次の処理が行われる。
【００５９】ステップ501：はじめ。
【００６０】ステップ502：64ビットデータブロックEi
を入力し、Eiの上位32ビットをX1、下位32ビットをY1と
する。同様に、256ビットデータブロックHを入力し、先
頭から32ビット毎に分割し、8個の32ビットデータH1, H
2,・・・, H8とする。
【００６１】ステップ503：X2＝X1＋(Y1＋H1)2, Y2＝Y1
を計算する。この結果、X2は64ビット、Y2は32ビットの
データとなる。
【００６２】ステップ504：X2、Y2を出力する。
【００６３】ステップ505：おわり。
【００６４】図5の処理により、64ビットの入力データE
iが、64ビットのX2、および、32ビットのY2の合計96ビ
ットに伸長されて出力される。なお、ステップ503の処
理において、 X1、Y1→ X2、Y2は単射拡大である。なん
となれば、出力空間（96ビット)は入力空間(64ビット)
より長く、かつ、X2、Y2が与えられたとき、X1＝X2−(Y
2＋H1)2、Y1＝Y2により、 X1、Y1が一意に定まるからで
ある。
【００６５】図6は図4における「96ビット→128ビット
の単射拡大」ステップ406の詳細フローを示したもので
ある。
【００６６】ステップ601：はじめ。
【００６７】ステップ602：図5で得られたX2、Y2を入力
する。また、H1、H2、H3、H4、H5、H6、H7、H8を入力す
る。
【００６８】ステップ603：X2の上位32ビットをXH、下
位32ビットをXLとする。
【００６９】ステップ604：以下の計算を順番に行う。
【００７０】A＝rot5(XL＋H2＋1) B＝A＋(XHVH3)＋1 C＝B+rot12(B)＋1 D＝XH＋(H4 XOR C)＋1 E＝C・D＋Y2 F＝X2＋E＋(H5‖H6) X3＝E＋F＋(H7‖H8) Y3＝F ここに、rotT(Ｕ)は数値データＵを上位側へTビット巡
回シフトすることによって得られるデータを示す。例え
ば、rot2(110000)は000011となる。ここで、数値データ
の左側が上位側である。また、XORはビット毎の排他的
論理和を示す（図面では丸印の中に”＋”を有する記号
で示す）。例えば、110010 XOR 011001＝101011であ
る。＋は数の加算を示す。ただし、最上位ビットの計算
において桁上げが生じた場合は、桁上げ部分を無視す
る。例えば、101101＋100100＝010001となる。
【００７１】なお、‖はデータの接合を表わす。例え
ば、101101 ‖ 100100 = 101101100100となる。
【００７２】ステップ605：X3、Y3を出力する。
【００７３】ステップ606：おわり。
【００７４】図6の処理により、64ビットの入力データX
2、および、32ビットのY2が、64ビットのX3、および、6
4ビットのY3の合計128ビットに伸長されて出力される。
なお、ステップ604の処理は、ステップ503と同様に単射
拡大となっている。
【００７５】図7は図4における「128ビット→256ビット
の単射拡大」407の詳細フローを示したものである。
【００７６】ステップ701：はじめ。
【００７７】ステップ702：図6で得られたX3、Y3を入力
する。また、図5で得られたH1、H2、H3、H4、H5、H6、H
7、H8を入力する。
【００７８】ステップ703： X3の上位32ビットをXH、下
位32ビットをXLとする。
【００７９】ステップ704： Y3の上位32ビットをYH、下
位32ビットをYLとする。
【００８０】ステップ705：以下の処理を行う。
【００８１】 K１‖K２＝((XH XOR H3)‖(XH XOR H4))＋(H7‖H8) K３‖K４＝((XL XOR H1)‖(XL XOR H2))＋(H5‖H6) K５‖K６＝((YH XOR H7)‖(YH XOR H8))＋(H2‖H1) K７‖K８＝((YL XOR H5)‖(YL XOR H6))＋(H4‖H3) ステップ706：K1‖K2‖K3‖K4‖K5‖K6‖K7‖K8→ H ステップ707：Hを出力。
【００８２】ステップ708：おわり。
【００８３】図7の処理により、64ビットの入力データX
3、および、64ビットのY3が、256ビットのHに伸長され
て出力される。なお、ステップ705は、ステップ503と同
様に単射拡大となっている。
【００８４】図8は本発明の第2の実施の形態を示す図で
あり、図1とは初期値802、ハッシュ値H804、「メッセー
ジと初期値の混合」処理801、単射拡大部803が異なる。
【００８５】(1) 図1では、初期値110の長さは256ビッ
トであった。図8では、初期値802の長さは80ビットとな
る。
【００８６】(2) 図1では、ハッシュ値H111の長さは256
ビットであった。図8では、ハッシュ値H804の長さは80
ビットとなる。
【００８７】(3) 図1では、「メッセージと初期値の混
合」処理103の詳細は図2のとおりであった。図8では、
「メッセージと初期値の混合」処理801は図9のとおりと
なる。すなわち、「メッセージと初期値の混合」処理80
1には初期値802とメッセージ2501が入力される。初期値
802は64ビットデータブロックI1901と16ビットデータブ
ロックI2902がこの順に連なったものである。メッセー
ジ2501はパディング処理220により、N個の64ビットデー
タブロックM1205, M2206, M3207, M4208, M5209, … が
この順に連なったものに変換される。処理903にこれら
のデータが入力されると、M1→ D1, I1→ D2, M2→ D3,
I2‖I2‖I2‖I2→ D4, M3→ D5, M4→ D6, M5→ D7, M
6→ D8, M7→ D9,… というデータの置き換えが行わ
れ、置き換えた結果としてのN＋2個の64ビットデータブ
ロックD1211, D2211, D3212, D4213, D5214,…がこの順
に連なったものが中間拡大データ215として出力され
る。
【００８８】(4) 図1では、単射拡大部105の処理は図4
のとおりであった。図8では、単射拡大部803の処理は図
10のとおりとなる。すなわち、ステップ1001：はじめ。
【００８９】ステップ1002：80ビットの初期値を入力
し、Hとする。
【００９０】ステップ1003：i＝1とする。
【００９１】ステップ1004：図３の出力である拡大デー
タのうち、第i番目の64ビットブロックEiを入力する。
【００９２】ステップ1005： Eiに対して、64ビット→6
4ビットの単射変換を行う。この結果、80ビットのデー
タを得る。
【００９３】ステップ1006：得られた80ビットのデータ
に対して、64ビット→80ビットの単射拡大を行う。この
結果、80ビットのデータを得る。この結果得た80ビット
のデータをHとする。
【００９４】ステップ1007： Eiは最後の入力データか
？もし、そうであれば、ステップ1009へ進む。もし、そ
うでなければ、ステップ1008へ進む。
【００９５】ステップ1008：i＝i＋1とする。ステップ1
004へ戻る。
【００９６】ステップ1009：80ビットのデータHを出力
する。
【００９７】ステップ1010：おわり。
【００９８】図10の処理の結果得られる出力値Hが求め
るハッシュ値H804である。
【００９９】図11は図10における「64ビット→80ビット
の単射拡大」1005の詳細フローを示したものである。図
11においては、次の処理が行われる。
【０１００】ステップ1101：はじめ。
【０１０１】ステップ1102：64ビットデータブロックEi
を入力し、 Eiの上位32ビットをX1、下位32ビットをY1
とする。同様に、80ビットデータブロックHを入力し、
先頭から32ビット、32ビット、16ビットに分割し、3個
のデータH1, H2, H3とする。
【０１０２】ステップ1103：X2＝X1＋(Y1＋H1)2 (mod 2
32), Y2＝Y1を計算する。ここで、X (mod 232)は、Xを2
32で割った余りを示す。この結果、X2は32ビット、Y2は
32ビットのデータとなる。
【０１０３】ステップ1104：X2、Y2を出力する。
【０１０４】ステップ1105：おわり。
【０１０５】図11の処理により、64ビットの入力データ
Eiが、32ビットのX2、および、32ビットのY2の合計64ビ
ットに変換されて出力される。なお、ステップ1103の処
理において、 X1、Y1→ X2、Y2は単射である。なんとな
れば、X2、Y2が与えられたとき、X1＝X2−(Y2＋H1)2 (m
od 248)、Y1＝Y2により、 X1、Y1が一意に定まるからで
ある。
【０１０６】図12は図10における「64ビット→80ビット
の単射拡大」1006の詳細フローを示したものである。
【０１０７】ステップ1201：はじめ。
【０１０８】ステップ1202：図11で得られたX2、Y2を入
力する。また、H1、H2、H3を入力する。
【０１０９】ステップ1203：以下の計算を順番に行う。
【０１１０】A＝rot5(X2＋H2＋1) B＝A＋(X2 XOR (H3‖ H3)＋1 C＝rot13(B＋H1) D＝C＋(B∨H2)＋1 E＝D2＋Y2 (mod 248) F＝X2＋H3＋E (mod 232) X3＝E＋F＋(H1‖ H2) (mod 248) Y3＝F ステップ1204：X3、Y3を出力する。
【０１１１】ステップ1205：おわり。
【０１１２】図12の処理により、32ビットの入力データ
X2、および、32ビットのY2が、32ビットのX3、および、
48ビットのY3の合計80ビットに伸長されて出力される。
なお、ステップ1203の処理は、単射拡大となっている。
【０１１３】上記、第2の実施の形態により、単射拡大
を用いて80ビットの出力を生成するハッシュ関数を構成
することができた。
【０１１４】同様に、単射拡大を用いることにより64ビ
ット以上の任意の長さの出力を生成するハッシュ関数を
構成することができる。
【０１１５】図13は、本発明の第3の実施の形態を示す
図である。図13において、暗号装置1311に任意長のデー
タ鍵1302と128ビットの平文1305が入力され、128ビット
の暗号文1310が出力される。ハッシュ関数h1301は図1に
示したハッシュ関数と同じものであり、任意長のデータ
鍵を入力して、256ビットのハッシュ値を生成してそれ
をワーク鍵1304とするものである。システム鍵1303はハ
ッシュ関数h1301の初期値として与えられる。256ビット
のワーク鍵は、8個の32ビットデータH1、H2、・・・、H
8に分割される。128ビットの平文1305は、ワーク鍵1304
のうち、H8を除いた7個の32ビットデータH1〜H7を鍵と
して関数π1306により変換される。さらに、この変換結
果はワーク鍵1304のうち、H1を除いた7個の32ビットデ
ータH2〜H8を鍵として関数π1307により変換される。・
・・というように処理が繰り返され、最後に、ワーク鍵
1304のうち、H7を除いた7個の32ビットデータH8〜H6を
鍵として関数π1309により変換される。この結果、128
ビットの暗号文が出力される。
【０１１６】図14は、図13における関数π1306の処理フ
ローを示す。
【０１１７】ステップ1401：はじめ。
【０１１８】ステップ1402：2個の64ビットデータX1、Y
1を入力。7個の32ビットデータH1〜H7を入力。
【０１１９】ステップ1403：X1の上位32ビットをXHとす
る。X1の下位32ビットをXLとする。
【０１２０】ステップ1404：以下の計算を順番に行う。
【０１２１】A＝rot5(XL＋H1＋1) B＝A＋(XHVH2)＋1 C＝B+rot12(B)＋１ D＝XH ＋(H1XOR C)＋1 E＝C・D＋Y1 F＝ X1＋E＋(H4‖H5) X2＝E＋F＋(H6‖H7) Y2＝F ステップ1405：X2、Y2を出力する。
【０１２２】ステップ1406：おわり。
【０１２３】図14の処理により、64ビットの入力データ
X1、および、64ビットのY1が、64ビットのX2、および、
64ビットのY2の合計128ビットに変換されて出力され
る。この関数π：X1‖Y1→ X2‖Y2の処理は全単射であ
る。つまり、出力X2‖Y2から入力X1‖Y1への逆変換π-1
が存在する： (1) X2‖Y2をπ-1への入力とする。
【０１２４】(2) 以下の計算を順番に行う。
【０１２５】F ＝Y2 E＝X2−F−(H6‖H7) X1＝ F−E−(H4‖H5) XH‖XL＝X1 A＝rot5(XL＋H1＋1) B＝A＋(XHVH2)＋1 C＝B+rot12(B)＋1 D＝XH＋(H3 XOR C)＋1 Y1＝E−C・D (3) X1‖Y1をπ-1からの出力とする。
【０１２６】他の関数π1307〜1309についても、同様の
処理が行われる。これにより、図13において生成される
暗号文1310は、π-1を使った逆変換により元の平文に復
号することが可能になる。
【０１２７】なお、図13の実施の形態においては、関数
fの繰り返し回数nはn＝8としたが、一般に、nの値を外
部から与えるようにして、nを任意の正の整数に変更で
きるようにしてもよい。
【０１２８】図15は、本発明の第4の実施の形態を示す
図である。図15において、マスキング装置1501に128ビ
ットの共通鍵1502と伸長データ1503が入力される。伸長
データ1503は共通鍵1502をN個つなげたものである。マ
スキング装置1601内においては、乱数発生器1508により
乱数1521が生成される。乱数1521と共通鍵1502をつなげ
て得られるデータがハッシュ関数h1509に入力され、そ
の出力値がワーク鍵1524となる。伸長データ1503のう
ち、最初の128ビットのデータである第１区分1504が入
力されると、ワーク鍵1524 の一部のデータをパラメー
タとしてπ関数1513により変換され128ビットのワーク
鍵1525となる。ここで、π関数1513は図14に示したよう
な処理を行う。後で述べるπ関数1513, 1518, 1519につ
いても同様である。ワーク鍵1525は、ワーク鍵1524 の
一部のデータをパラメータとしてπ関数1514により変換
され128ビットのH11522となる。伸長データ1503のう
ち、次の128ビットの第2区分1505が入力されると、ワー
ク鍵1525をパラメータとしてπ関数1518により変換され
128ビットのワーク鍵1526となる。ワーク鍵1526は、ワ
ーク鍵1525をパラメータとしてπ関数1519により変換さ
れ128ビットのH21523となる。・・・というように伸長
データ1503がすべて変換され、マスキングデータ1520が
出力される。
【０１２９】第４の実施の形態においては、マスキング
データ1502は共通鍵1502を伸長させたデータと見ること
ができる。また、マスキングデータ1502は共通鍵1502に
よって伸長データ1503を暗号化したデータと見ることも
できる。実際、図15と逆の処理を行うことにより、共通
鍵1502とマスキングデータ1502を入力して、伸長データ
1503を復号することができる。
【０１３０】なお、第4の実施の形態では、共通鍵1502
の長さは128ビットとしたが、一般に任意の長さにして
もよい。また、第4の実施の形態では、伸長データ1503
の各データブロック1504、1505、・・・に対してπ関数
は各２回作用させるようにしたが、一般にN回作用させ
てもよい。
【０１３１】図16は、本発明の第5の実施の形態を示す
図である。図16において、暗号装置1601に楕円暗号にお
けるパラメータであるベースポイントP1602と公開鍵Q16
03、および、平文1604が入力される。
【０１３２】ここで、楕円暗号とは、楕円曲線、 y2＝x3＋ax＋b の上の2点(x1, y1)、(x2, y2)の加算(x1, y1)＋(x2,
y2)や整数倍演算k(x1, y1)などを定義することにより生
成される公開鍵暗号のことである。ベースポイントP160
2や公開鍵Q1603も上記の楕円曲線上の点であり、後で述
べる秘密鍵d1802との間で次の関係を満たす。
【０１３３】Q＝dP 暗号装置1601内においては、乱数生成機能1607により乱
数kが生成される。そして、整数倍演算機能1608に該乱
数kとベースポイントP1602が入力され、R＝kPが計算さ
れ、R1616が出力される。整数倍演算機能1609には、該
乱数kと公開鍵Q1603が入力され、(x, y)＝kQが計算さ
れ、このうちのx座標の数値xが出力される。
【０１３４】番号生成機能1610はシーケンス番号「1」
を生成し、このシーケンス番号「1」と前記数値xが接続
されて得られるデータに対して、ハッシュ関数h1611は
ハッシュ値を生成し、出力する。このハッシュ値を鍵と
して、圧縮・暗号化機能1612は、平文1604のうちの最初
のNビット1605を圧縮・暗号化する。圧縮・暗号化され
た結果はc11618として出力される。
【０１３５】番号生成機能1613はシーケンス番号「2」
を生成し、このシーケンス番号「2」と前記数値xが接続
されて得られるデータに対して、ハッシュ関数h1614は
ハッシュ値を生成し、出力する。このハッシュ値を鍵と
して、圧縮・暗号化機能1614は、平文1604のうちの次の
Nビット1606を圧縮・暗号化する。圧縮・暗号化された
結果はc２1619として出力される。・・・という処理を
繰り返して、平文1604すべてが変換される。その結果、
暗号文1616が得られる。
【０１３６】図17は、図16のうち圧縮・暗号化機能1612
の詳細を示す。圧縮・暗号化機能1701内においては、鍵
1705が入力されると、拡張機能1706は鍵1705を複数個コ
ピーし、それらをつなぎ合わせたものを、ワーク鍵1723
として出力する。最初のNビット1702のうち、第１区分1
703が入力されると、ワーク鍵1723の一部のデータをパ
ラメータとして圧縮（換字）処理1707が施され、128ビ
ットの圧縮データ1708と端数1709が出力される。圧縮
（換字）処理1707としては、例えば、ハフマン圧縮が用
いられる。後で述べる圧縮（換字）処理1713についても
同様である。128ビットの圧縮データ1708は、ワーク鍵1
723 の一部のデータをパラメータとしてπ関数1710によ
り変換され、その変換結果が拡張機能1712において拡張
され、ワーク鍵1722として出力される。ここで、π関数
1710は図14に示したような処理を行う。後で述べるπ関
数1711, 1716, 1718についても同様である。前記π関数
1710の出力は、ワーク鍵1723 の一部のデータをパラメ
ータとしてπ関数1711により変換され128ビットのg1172
0となる。平文1702のうち、第2区分1704が入力される
と、ワーク鍵1722の一部をパラメータとして圧縮（換
字）処理1713が施され、128ビットの圧縮データ1714と
端数1715が出力される。端数1709と圧縮データ1714をつ
なげたデータの長さが128ビットとなる。端数1709と圧
縮データ1714をつなげたデータは、ワーク鍵1722の一部
をパラメータとしてπ関数1716により変換され、その
変換結果が拡張機能1717において拡張される。前記π関
数1716の出力は、ワーク鍵1722の一部のデータをパラメ
ータとしてπ関数1718により変換され128ビットのg2172
1となる。・・・という処理を繰り返して最初のNビット
1702をすべて変換すると、変換結果としてc11719が得ら
れる。
【０１３７】第5の実施の形態においては、平文1604は
公開鍵Q1603を用いて、暗号文1616に変換されたという
意味で、従来のRSAのような公開鍵暗号と同じである。
しかし、ハフマン圧縮等により圧縮が効くような通常の
平文に対しては、暗号文1616の長さが平文1604 の長さ
より短くなるという点で従来の公開鍵暗号とは異なる。
第5の実施の形態では、図17において、128ビットの圧縮
データ1708、端数1709と圧縮データ1714、・・・に対し
てπ関数は各２回作用させるようにしたが、一般にN回
作用させてもよい。
【０１３８】図18は、本発明の第6の実施の形態を示す
図である。図18において、復号装置1801に楕円暗号にお
けるパラメータである秘密鍵1802、および、暗号文1803
が入力される。
【０１３９】復号装置1801内においては、秘密鍵1802、
および、暗号文1803のうちのR1804が整数倍演算機能180
7に入力され、(x, y)＝dRが計算され、このうちのx座標
の数値xが出力される。
【０１４０】番号生成機能1808はシーケンス番号「1」
を生成する。ハッシュ関数h1809は、このシーケンス番
号「1」と前記数値xがつなぎ合わされたデータに対し
て、ハッシュ値を生成し、出力する。このハッシュ値を
鍵として、復号・伸長機能1810は、暗号文1803のうちの
c１1805を復号・伸長する。復号・伸長された結果は最
初のNビット1815として出力される。
【０１４１】番号生成機能1811はシーケンス番号「2」
を生成する。ハッシュ関数h1812、このシーケンス番号
「2」と前記数値xがつなぎ合わされたデータに対してハ
ッシュ値を生成し、出力する。このハッシュ値を鍵とし
て、復号・伸長機能1813は、暗号文1803のうちのc21806
を復号・伸長する。復号・伸長された結果は次のNビッ
ト1816として出力される。・・・という処理を繰り返し
て、暗号文1803すべてが変換される。その結果、平文18
14が得られる。
【０１４２】図19は、図18のうち復号・伸長機能1810の
詳細を示す。復号・伸長機能1810内においては、鍵1905
が入力されると、拡張機能1906は鍵1905を複数個コピー
し、それらをつなぎ合わせたものを、ワーク鍵1923とし
て出力する。c11902のうち、g11903が入力されると、ワ
ーク鍵1923の一部のデータをパラメータとしてπ-1関数
1907により変換され、その変換結果が拡張機能1909にお
いて拡張され、ワーク鍵1924として出力される。ここ
で、π-1関数1907は図17におけるπ関数1711の逆関数で
ある。つまり、同じパラメータをπ関数1711とπ-1関数
1907に設定した場合に、データmをπ関数1711によって
変換して得られるデータπ(m)をさらに、π-1関数1907
によって変換を加えると元のデータmに戻る。すなわ
ち、 m＝π-1(π(m)). 前記π-1関数1907の出力は、ワーク鍵1923 の一部のデ
ータをパラメータとしてπ-1関数1910により変換され、
出力される。その出力結果は、伸長（換字）機能1911に
より、ワーク鍵1923の一部のデータをパラメータとして
伸長され、その結果が伸長データ1912、および、端数19
13となる。伸長データ1912は第1区分1921として出力さ
れる。
【０１４３】ここで、伸長（換字）機能1911は図17にお
ける圧縮（換字）機能1707の逆変換である。つまり、同
じパラメータを圧縮（換字）機能1707と伸長（換字）機
能1911に設定した場合に、データmを圧縮（換字）機能1
707によって変換して得られるデータをさらに、伸長
（換字）機能1911によって変換を加えると元のデータに
戻る。
【０１４４】c11902のうち、g21904が入力されると、ワ
ーク鍵1924の一部のデータをパラメータとしてπ-1関数
19141により変換され、その変換結果が拡張機能1915に
おいて拡張される。
【０１４５】前記π-1関数1914の出力は、ワーク鍵1924
の一部のデータをパラメータとしてπ-1関数1916により
変換され、出力される。その出力結果は、伸長（換字）
機能1917により、ワーク鍵1924の一部のデータをパラメ
ータとして伸長され、その結果が伸長データ1918、およ
び、端数1919となる。前の処理で得られた端数1913と今
回の処理で得られた伸長データ1912をつなぎ合わせたデ
ータは第2区分1922として出力される。・・・という処
理を繰り返してc11902をすべて変換すると、最初のNビ
ット1920が得られる。
【０１４６】第6の実施の形態においては、暗号文1803
は秘密鍵d1802を用いて、平文1814に復号変換されたと
いう意味で、従来のRSAのような公開鍵暗号と同じであ
る。しかし、ハフマン圧縮等により圧縮がなされた暗号
文に対しては、復号前よりも復号後の方がデータの長さ
が長くなるという点で従来の公開鍵暗号とは異なる。
【０１４７】図20は、本発明の第7の実施の形態を示す
図である。図20において、暗号装置2001に楕円暗号にお
けるパラメータであるベースポイントP2002と公開鍵Q20
03、および、平文2004が入力される。
【０１４８】暗号装置2001内においては、乱数生成機能
2007により乱数kが生成される。そして、整数倍演算機
能2008に該乱数kとベースポイントP2002が入力され、R
＝kPが計算され、暗号文R2016が出力される。整数倍演
算機能2009には、該乱数kと公開鍵Q2003が入力され、
(x, y)＝kQが計算され、このうちのx座標の数値xが出力
される。
【０１４９】前記数値xに対して、ハッシュ関数h2001は
ハッシュ値を生成し、鍵2020として出力する。鍵2020を
鍵として、圧縮・暗号化機能2012は、平文2004のうちの
最初のNビット2005を圧縮・暗号化する。圧縮・暗号化
された結果はc12018として出力される。
【０１５０】鍵2020に対して、ハッシュ関数h2014はハ
ッシュ値を生成し、鍵2021として出力する。この鍵2021
を鍵として、圧縮・暗号化機能2015は、平文2004のうち
の次のNビット2006を圧縮・暗号化する。圧縮・暗号化
された結果はc22019として出力される。・・・という処
理を繰り返して、平文2004すべてが変換される。その結
果、暗号文2016が得られる。
【０１５１】第7の実施の形態においては、平文2004は
公開鍵Q2003を用いて、暗号文2016に変換されたという
意味で、従来のRSAのような公開鍵暗号と同じである。
しかし、ハフマン圧縮等により圧縮が効くような通常の
平文に対しては、暗号文2016の長さが平文2004の長さよ
り短くなるという点で従来の公開鍵暗号とは異なる。
【０１５２】
【発明の効果】本発明は次のような格別な効果を奏す
る。
【０１５３】(1) 高速なハッシュ関数を実現できる。
【０１５４】ハッシュ関数の処理の過程において、図6
に示すように32ビットのデータに対する巡回シフト処理
（A＝rot5(XL＋H2＋1)、 C＝B+rot12(B)＋1の処理）と3
2ビット同士の積演算（E＝C・D＋Y2の処理）とを併用し
ている。これは、データの撹乱を効率よく進めるうえで
有効である。なんとなれば、巡回シフトは一回の処理で
32ビットの転置を実現するが、最近のマイクロプロセッ
サ、例えば、インテル社のペンティアムは1サイクルで
この巡回シフトを完了する。100MHzのペンティアムなら
ば、1秒間に1億回の巡回シフトを行う。かつての20MHz
の68020プロセッサだと1秒間に250万回程度しか巡回シ
フトができなかったのに対して40倍の高速化となってい
る。また、32ビット同士の積演算、すなわち、32ビット
×32ビット→64ビットは、出力の各1ビットずつがすべ
ての入力ビットの影響を受けるというデータ撹乱度を高
めるうえで非常に有効な換字である。100MHzのペンティ
アムならば、1秒間に1千万回の積演算を行う。かつての
20MHzの68020プロセッサだと1秒間に50万回程度しか積
演算ができなかったのに対して20倍の高速化となってい
る。このような転置・換字混合の処理を行ううえで、最
近の技術革新により特に有利になっているマイクロプロ
セッサの基本演算を使うようにしたのが本発明の特徴の
一つである。これにより、高速なハッシュ関数の実現が
可能になった。ちなみに、従来、換字処理でよく用いら
れていた32ビット同士の加算については、100MHzのペン
ティアムならば、1秒間に1億回の加算を行う。かつての
２０ＭＨｚの６８０２０プロセッサだと1秒間に1千万回
程度の加算ができたのに対して10倍の高速化にしかなっ
ていない。乗算は加算32回分とシフト32回分のデータ撹
乱効果があることを考えると、ペンティアムの時代にな
って、加算よりも乗算を用いる有利性が増したといえ
る。
【０１５５】(2) 安全な（セキュリティの高い）ハッ
シュ関数を実現できる。
【０１５６】(a) 図21の従来例では、換字・転置繰り
返し処理2505へ入力されるメッセージ区分の長さと出力
される中間出力の長さを比べると、入力の長さは出力の
長さと等しいか（「ブロック暗号を利用したハッシュ関
数」）、入力の長さは出力の長さよりも長かった（「専
用ハッシュ関数」）。これに対して、本発明では、図1
の単射拡大部105に示されるように、メッセージの入力
単位の長さは出力の長さより短くし、かつ、入力値が異
なれば出力値も必ず異なるような単射拡大変換を行う処
理を含むようにした。これにより、MD5で問題となった
ような、換字・転置の繰り返し処理2505におけるメッセ
ージの衝突を避けることが比較的容易にできるようにな
った。
【０１５７】(3) 前記の従来例では、初期値2504は最
初に処理されるとそれ以降何ら処理には関与しなかっ
た。これに対し、本発明では、図1に示すように、最初
に処理された初期値110は、データ拡大部102での処理を
経た後、単射拡大部105のメッセージの入力単位が入力
されるのと同じ入力部の方へ再度入力されるようにし
た。これにより、異なった初期値に対して同じハッシュ
値が導かれるような初期値の衝突が起こりにくいように
なった。
【０１５８】(4) 前記の従来例では、M12502、M22503
等のメッセージの各区分は一旦処理されるとそれ以降何
ら処理には関与しなかった。これに対し、本発明では、
図1の処理104に示すように、一般にK回、同じ入力部の
方へ再度入力されるようにした。これにより、異なった
メッセージに対して同じハッシュ値が導かれるようなメ
ッセージの衝突が起こりにくいようになった。
【０１５９】(5) 従来、公開鍵暗号と共通鍵暗号、お
よび、データ圧縮は別々の機能として提供されていた。
つまり、従来、メッセージを圧縮して暗号化通信をした
い場合には、(a) 乱数生成により生成したセッション鍵
を公開鍵暗号機能により暗号化して、受信者に配送す
る、(b) メッセージをデータ圧縮機能により圧縮する、
(c) 圧縮したメッセージをセッション鍵と共通鍵暗号機
能により暗号化して受信者に送信するという処理を別々
に行っていた。これに対して、本発明では、公開鍵暗号
と共通鍵暗号、および、データ圧縮を分離できない形で
融合することによりこれら３つの機能を同時に効率よく
実現することを可能にした。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明の第一の実施の形態を示す256ビットハ
ッシュ関数の構成例を示す説明図である。
【図２】図１の256ビットハッシュ関数のうちメッセー
ジと初期値の混合処理の構成例を示す説明図である。
【図３】図１の256ビットハッシュ関数のうち混合デー
タのLブロック毎K回繰り返し伸長フローを示すフローチ
ャートである。
【図４】図１の単射拡大部の処理フローを示すフローチ
ャートである。
【図５】図4の単射拡大部の処理フローのうち64ビット
→96ビットの単射拡大処理フローを示すフローチャート
である。
【図６】図4の単射拡大部の処理フローのうち96ビット
→128ビットの単射拡大処理フローを示すフローチャー
トである。
【図７】図4の単射拡大部の処理フローのうち128ビット
→256ビットの単射拡大処理フローを示すフローチャー
トである。
【図８】本発明の第二の実施の形態を示す80ビットハッ
シュ関数の構成例を示す説明図である。
【図９】図8の80ビットハッシュ関数のうちメッセージ
と初期値の混合処理の構成例を示す説明図である。
【図１０】図8の単射拡大部の処理フローを示すフロー
チャートである。
【図１１】図10の単射拡大部の処理フローのうち64ビッ
ト→64ビットの単射処理フローを示すフローチャートで
ある。
【図１２】図10の単射拡大部の処理フローのうち64ビッ
ト→80ビットの単射拡大処理フローを示すフローチャー
トである。
【図１３】本発明の第三の実施の形態を示す128ビット
ブロック暗号の構成例を示す説明図である。
【図１４】図13のブロック暗号のうち、π関数の詳細フ
ローを示すフローチャートである。
【図１５】本発明の第四の実施の形態を示すマスキング
装置の構成例を示す説明図である。
【図１６】本発明の第五の実施の形態を示す暗号装置の
構成例を示す説明図である。
【図１７】図１６の暗号装置のうち、圧縮・暗号化機能
の構成例を示す説明図である。
【図１８】本発明の第六の実施の形態を示す復号装置の
構成例を示す説明図である。
【図１９】図１８の復号装置のうち、復号・伸長機能の
構成例を示す説明図である。
【図２０】本発明の第七の実施の形態を示す暗号装置の
構成例を示す説明図である。
【図２１】従来の装置構成を示す図である。
【符号の説明】
2501…メッセージ、101…ハッシュ関数、102…データ拡
大部、103…「メッセージと初期値の混合」処理、104…
「上記混合データのLブロック毎K回繰り返し伸長」処
理、107…拡大データ、108…64ビットの第1区分E1、109
…64ビットの第2区分E2、105…単射拡大部、110…256ビ
ットの初期値、111…ハッシュ値Ｈ

Claims (20)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】メッセージを逆変換困難なように変換する
    ハッシュ値生成方法であって、 メッセージを複数個のブロックに分割し、分割されたメ
    ッセージブロックを変換して得られるNビットの第１の
    中間データに対して乗算を行うステップと、 該乗算の結果得られる2×NビットのデータをNビットの
    第２の中間データとNビットの第３の中間データに分割
    するステップと、 該第２の中間データを変換して得られるデータに対して
    巡回シフト計算を行い、該第３の中間データを変換して
    得られるデータに対しても巡回シフト計算を行うステッ
    プと、 を含むことを特徴とするハッシュ値生成方法。
  2. 【請求項２】メッセージを逆変換困難なように変換する
    ハッシュ値生成方法であって、 メッセージを複数個に分割し、分割して得られたそれぞ
    れの分割メッセージに対して入力値が異なれば出力値も
    必ず異なり、かつ、入力値の長さよりも出力値の長さが
    長くなるような単射拡大変換を行うステップを含み、 ある分割メッセージに対する単射拡大変換は、他の分割
    メッセージに依存して変化することを特徴とするハッシ
    ュ値生成方法。
  3. 【請求項３】前記単射拡大変換を行うステップは、入力
    値を変換したものに対して、乗算を行うステップ、ある
    いは、それぞれシフト数が異なる複数個の巡回シフト計
    算を行うステップを含むことを特徴とする請求項２記載
    のハッシュ値生成方法。
  4. 【請求項４】前記複数個の分割メッセージのうち、ある
    分割メッセージの単射拡大変換は前記メッセージとは独
    立に設定される初期値をパラメータとして変化するよう
    になっており、また、別の分割メッセージの単射拡大変
    換は該初期値の単射拡大変換の結果をパラメータとして
    変化するようになっていることを特徴とする請求項２記
    載のハッシュ値生成方法。
  5. 【請求項５】前記複数個の分割メッセージのうち、第１
    の分割メッセージに対しては、単射拡大変換を行うステ
    ップを２回含み、そのうち、それぞれの単射拡大変換は
    第１の分割メッセージとは異なる第２の分割メッセージ
    の単射拡大変換の結果をパラメータとして変化すること
    を特徴とする請求項２記載のハッシュ値生成方法。
  6. 【請求項６】一定長のメッセージブロックを暗号変換し
    て一定長の暗号文ブロックを出力するブロック暗号化方
    法であって、 メッセージブロックを変換して得られるNビットの第１
    の中間データに対して乗算を行うステップと、 該乗算の結果得られる2×NビットのデータをNビットの
    第２の中間データとNビットの第３の中間データに分割
    するステップと、 該第２の中間データを変換して得られるデータに対して
    巡回シフト計算を行い、該第３の中間データを変換して
    得られるデータに対しても巡回シフト計算を行うステッ
    プを含むことを特徴とするブロック暗号化方法。
  7. 【請求項７】メッセージを逆変換困難なように変換する
    ハッシュ値生成装置であって、 メッセージを複数個のブロックに分割し、分割されたメ
    ッセージブロックを変換して得られるNビットの第１の
    中間データに対して乗算を行う手段と、 該乗算の結果得られる2×NビットのデータをNビットの
    第２の中間データとNビットの第３の中間データに分割
    する手段と、 該第２の中間データを変換して得られるデータに対して
    巡回シフト計算を行い、該第３の中間データを変換して
    得られるデータに対しても巡回シフト計算を行う手段
    と、 を含むことを特徴とするハッシュ値生成装置。
  8. 【請求項８】メッセージを逆変換困難なように変換する
    ハッシュ値生成装置であって、 メッセージを複数個に分割し、分割して得られたそれぞ
    れの分割メッセージに対して入力値が異なれば出力値も
    必ず異なり、かつ、入力値の長さよりも出力値の長さが
    長くなるような単射拡大変換を行う手段を含み、 ある分割メッセージに対する単射拡大変換は、他の分割
    メッセージに依存して変化することを特徴とするハッシ
    ュ値生成装置。
  9. 【請求項９】前記単射拡大変換を行う手段は、入力値を
    変換したものに対して、乗算を行う手段、あるいは、そ
    れぞれシフト数が異なる複数個の巡回シフト計算を行う
    手段を含むことを特徴とする請求項８記載のハッシュ値
    生成装置。
  10. 【請求項１０】前記複数個の分割メッセージのうち、あ
    る分割メッセージの単射拡大変換は前記メッセージとは
    独立に設定される初期値をパラメータとして変化するよ
    うになっており、また、別の分割メッセージの単射拡大
    変換は該初期値の単射拡大変換の結果をパラメータとし
    て変化するようになっていることを特徴とする請求項８
    記載のハッシュ値生成装置。
  11. 【請求項１１】前記複数個の分割メッセージのうち、第
    １の分割メッセージに対しては、単射拡大変換を行う手
    段を２回含み、そのうち、それぞれの単射拡大変換は第
    １の分割メッセージとは異なる第２の分割メッセージの
    単射拡大変換の結果をパラメータとして変化することを
    特徴とする請求項８記載のハッシュ値生成装置。
  12. 【請求項１２】一定長のメッセージブロックを暗号変換
    して一定長の暗号文ブロックを出力するブロック暗号化
    装置であって、 メッセージブロックを変換して得られるNビットの第１
    の中間データに対して乗算を行う手段と、 該乗算の結果得られる2×NビットのデータをNビットの
    第２の中間データとNビットの第３の中間データに分割
    する手段と、 該第２の中間データを変換して得られるデータに対して
    巡回シフト計算を行い、該第３の中間データを変換して
    得られるデータに対しても巡回シフト計算を行う手段を
    含むことを特徴とするブロック暗号化装置。
  13. 【請求項１３】メッセージを逆変換可能なように圧縮・
    暗号変換して暗号文を出力する圧縮・暗号化方法であっ
    て、 鍵を変換して得られるデータをパラメータとして、メッ
    セージの一部を圧縮変換する処理をした後、さらに単射
    変換を行い、その結果を暗号文の一部として出力する処
    理と、該単射変換の処理途中に得られる中間生成データ
    をパラメータとしてメッセージの別の一部を圧縮変換す
    ることを含み、該単射変換の過程においては、乗算を行
    う処理、および、巡回シフト計算を行う処理を含むこと
    を特徴とする圧縮・暗号化方法。
  14. 【請求項１４】任意の長さの入力データを逆変換困難な
    ように任意の長さに変換するマスキングデータ生成方法
    であって、 該入力データと乱数データより生成されるデータのハッ
    シュ値を生成するステップと、 該ハッシュ値をパラメータとして該入力データの一部を
    単射変換し、その結果をマスキングデータの一部として
    出力するステップと、 該単射変換の途中に得られる中間生成データをパラメー
    タとして該入力データの一部を単射変換するステップ
    と、 を含むことを特徴とするマスキングデータ生成方法。
  15. 【請求項１５】公開鍵と平文を入力とし、暗号文を出力
    とする公開鍵暗号化方法であって、 乱数生成ステップと、 該乱数生成ステップによって生成される乱数と該公開鍵
    を作用させて得られるデータをパラメータとして該平文
    の一部を圧縮または暗号化変換するステップと、 該圧縮または暗号化変換の途中に得られるデータをパラ
    メータとして該平文の他の一部を圧縮または暗号化変換
    するステップと、 を含むことを特徴とする公開鍵暗号化方法。
  16. 【請求項１６】秘密鍵と暗号文を入力とし、平文を出力
    とする際、該暗号文の一部と該秘密鍵を作用させて得ら
    れるデータをパラメータとして該暗号文の他の一部を復
    号または伸長変換した後、該復号または伸長変換の途中
    で得られるデータをパラメータとして該暗号文のさらに
    他の一部を復号または伸長変換することを特徴とする請
    求項１５記載の公開鍵暗号化方法。
  17. 【請求項１７】公開鍵と平文を入力とし、暗号文を出力
    とする公開鍵暗号化方法であって、 乱数生成ステップと、 該乱数生成ステップによって生成される乱数と該公開鍵
    を作用させて得られるデータをハッシュ関数によってさ
    らに変換させたものをパラメータとして該平文の一部を
    圧縮または暗号化変換するステップと、 該圧縮または暗号化変換の途中に得られるデータをパラ
    メータとして該平文の他の一部を圧縮または暗号化変換
    するステップと、 を含むことを特徴とする公開鍵暗号化方法。
  18. 【請求項１８】公開鍵と平文を入力とし、暗号文を出力
    とする公開鍵暗号化装置であって、 乱数生成手段と、 該乱数生成手段によって生成される乱数と該公開鍵を作
    用させて得られるデータをパラメータとして該平文の一
    部を圧縮または暗号化変換する手段と、 該圧縮または暗号化変換の途中に得られるデータをパラ
    メータとして該平文の他の一部を圧縮または暗号化変換
    する手段と、 を含むことを特徴とする公開鍵暗号化装置。
  19. 【請求項１９】秘密鍵と暗号文を入力とし、平文を出力
    とする際、該暗号文の一部と該秘密鍵を作用させて得ら
    れるデータをパラメータとして該暗号文の他の一部を復
    号または伸長変換した後、該復号または伸長変換の途中
    で得られるデータをパラメータとして該暗号文のさらに
    他の一部を復号または伸長変換することを特徴とする請
    求項１８記載の公開鍵暗号化装置。
  20. 【請求項２０】公開鍵と平文を入力とし、暗号文を出力
    とする公開鍵暗号化装置であって、 乱数生成手段と、 該乱数生成手段によって生成される乱数と該公開鍵を作
    用させて得られるデータをハッシュ関数によってさらに
    変換させたものをパラメータとして該平文の一部を圧縮
    または暗号化変換する手段と、 該圧縮または暗号化変換の途中に得られるデータをパラ
    メータとして該平文の他の一部を圧縮または暗号化変換
    する手段と、 を含むことを特徴とする公開鍵暗号化装置。
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