JPH0233181A - Ｉｃカード - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 この発明は、コンピュータネットワークシステムで通信
されるデータの保護のために用いられる暗号化方法にお
いて用いられるＩＣカードに関する。

〔発明の概要〕

この発明は、ＤＢＳ方式やＦＥＡＬ方式のように強い暗
号化を行うアルゴリズムと直列ｋ、鍵自体が暗号化アル
ゴリズムの構造化鍵を付加することにより暗号化強度を
強化するようにした暗号化方法において用いられ、この
構造化鍵アルゴリズムをＩＣカードに収納するようにす
ることにより、鍵管理手続きを簡単化するようにしたも
のである。

〔従来の技術〕

暗号化技術は、アタッカーにより情報が盗用或いは漏洩
されることを防止するとともｋ、相互認証の基で確実に
通信し合うことを可能にする０本格的に到来するであろ
う大規模分散情報通信ネットワークシステムにおいて、
情報を保護していくためｋ、このような暗号化技術の発
達とその普及は不可欠である。

暗号方式には、大別して慣用遊方式（共通鍵方式）と公
開鍵方式とがある。慣用遊方式では、暗号化鍵と復号化
鍵とが共通とされる。公開鍵方式では、暗号化鍵と復号
化鍵とが異なり、暗号化鍵が公開される。

暗号方式には、種々の方式が提案されている。

その中で実用的な符号としては、慣用遊方式の暗号化方
式においては、Ｄ　Ｂ　Ｓ　（Ｄａｔａ　Ｅｎｃｒｙｐ
ｔｉｏｎＳｔａｎｄａｒｄ）方式と、Ｆ　Ｅ　Ａ　Ｌ　
（Ｆ　ａｓｔ　Ｄａｔａ　ｆ！ｎｃｉｐｈｅｒｍｅｎｔ
　Ａｌｇｏｌｉｓｍ）方式があり、公開鍵暗号化方式に
おいては、ＲＳ　Ａ（Ｒｉｖｅｓｔ　Ｓｂａｍｉｒ　Ａ
ｄｌｅｓ＋ａｎ）方式がある。

ＤＥＳ方式やＦＥＡＬ方式は、強い暗号化を行うアルゴ
リズムにより暗号化が行われるため、虱み潰し以外に解
読できないとされいる。このような強い暗号化方式では
、入力される平文と出力される暗号文及び鍵と出力され
る暗号文との関係がランダムに結ぶものと言える。この
ような関係は、入力される平文をｐ、鍵をＫとした時、
ｆ　　（ｐ、　　Ｋ）　＝Ｒａｎｄ　（ｐ、　　Ｋ）と
表せる。

更ｋ、このような強い暗号化方式では、入力される平文
のビット変化高に対する出力される暗号文のビット変化
高及び鍵のビット変化高に対する出力される暗号文のビ
ット変化高がランダムであり、 ｆ　（Δｐ、ΔＫ）　＝Ｒａｎｄ　（Δｐ、ΔＫ）であ
るように構成されている。

−ｍｋ、このような暗号化方式のアルゴリズムは、イン
ボリューシッン構造を持つ。インボリューシッン構造は
、 ｃ＝ｆ　（ｐ）、ｐ−ｆ−’　（ｃ）。

において ｆ−ｆ−’ が成立する構造である。インボリューシゴン構造を持つ
場合には、暗号化と復号化が同様の処理プロセスで行え
る。ＥＸ−ＯＲをとるアルゴリズム（ｍ　ｏ　ｄ　２の
加算を行うアルゴリズム）は、イン。

ポリニーシラン構造の簡単な例である。

暗号化方式としては、上述したようｋ、種々のものが提
案されている。そして、信鎖性の保証とハードウェアの
共通化をはかれるためｋ、暗号化方式を標準化すること
が検討されている。

ところが、超並列処理コンピュータの開発等、コンピュ
ータ技術の発展により、上述した従来の暗号化方式では
、十分安全であるとは言えなくなってきている。このこ
とが、暗号化方式を標準化していく上での一つの障害と
なっている。

つまり、暗号の強さのひとつのバロメータとして鍵のビ
ット長がある。すなわち、鍵のビット長が長くなればな
るほど、虱み潰しで解読される危険性が少なくなる。し
たがって、鍵のビット長を増加していくことで、暗号強
度を増加できる。

ところが、鍵のビット数が増えると、処理が複雑化して
、コストパフォーマンスが悪くなる。適当な妥協点とし
て、ＤＥＳ方式やＦＥＡＬ方式では、従来、ビット長を
６４ビツトとしている。

このようにした場合、例えば、ＤＥＳ方式では、虱み潰
しで暗号を解読するのｋ、２ｓｓ回の演算が必要である
。ＦＥＡＬでは、虱み潰しで暗号を解読するのｋ、２ｈ
ａ回の演算が必要である。したがって、並列処理を行わ
ず、１μｓで１回の速度で演算を行って解読する場合に
は、虱み潰しで解読を行うのｋ、ＤＥＳ方式では１１０
０年程かハリ、ＦＥＡＬ方式では５１万年程かかること
になり、ＤＥＳ方式やＦＥＡＬ方式は、十分安全な暗号
といえる。

ところが、近年のコンピータ処理速度の向上は目覚まし
く、１０’の並列処理で演算を行うことが実現可能にな
った場合には、虱み潰しで解読を行うのｋ、ＤＥＳ方式
では９．６時間程、６．１力月程で良いことになる。

そこで、ＤＥＳ方式やＦＥＡＬ方式のように強い暗号化
を行うアルゴリズムと直列ｋ、鍵自体が暗号化アルゴリ
ズムの構造化鍵を付加することにより、暗号化強度を強
化するようにした暗号化方法が本願出願人により提案さ
れている。このような構造化鍵として、例えばビット転
地器を用いた場合、ビット長Ｂを６４ビツトとすると、
虱み潰しで解読を行うのに１０１＠Ｉの演算が必要にな
り、１回の処理速度を１ｔＩｓとして１０’の並列処理
をおこなって解読する場合にでも１０＠９年程かかるこ
とになる。

〔発明が解決使用とする課題〕

しかしながら、どのような安全な暗号化方式を用いて暗
号化したとしても、鍵或いは構造化鍵が知られてしまえ
ば、暗号は容易に解読される。暗号の安全性は、鍵管理
により決定されるとも言える。このため、鍵の管理手続
きにも暗号手法を適用して、２重、３重に鍵を保護して
いる。このため、鍵管理手続き手法は、かなり複雑にな
ってきている。

従来、ＤＥＳ方式やＦＥＡＬ方式で暗号化を行ってデー
タ通信を行う場合には、コンピュータシステムとモデム
との間に暗号／復号器を配置し、コンピュータシステム
側で鍵の管理を行うようにしている。上述のようｋ、Ｄ
ＥＳ方式やＦＥＡＬ方式のように強い暗号化を行うアル
ゴリズムと直列に鍵自体が暗号化アルゴリズムの構造化
鍵を付加することにより暗号化強度を強化するようにし
た暗号化方法を用いる場合には、第１０図に示すようｋ
、構造化鍵手段と、鍵管理手段とをソフトウェアで処理
することが考えられる。

すなわち、第１０図において、通信を行うコンピュータ
システム５１には、構造化鍵手段５２及びその構造化鍵
手段５２を管理するための鍵管理と暗号／復号器の鍵管
理を行う鍵管理手段５３が設けられている。この構造化
鍵手段５２及び鍵管理手段５３は、例えばソフトウェア
で処理される。

暗号／復号器５５及びモデム５６は、コントロールライ
ン５７を介してコンピュータシステム５１と結ばれてい
る。

ところが、このようｋ、構造化鍵手段と鍵管理手段とを
ソフトウェアで処理するようにすると、その手続きと鍵
管理の確実化は大変煩わしいものである。また、ＤＢＳ
方式等、従来の暗号化方式との互換性を保つ上で、暗号
／復号器の鍵管理手段と、構造化鍵及びその管理手段と
は互いに独立していることが好ましい。

この発明は、鍵管理手続きを簡単化できるとともｋ、鍵
管理の確実性を向上させることができるＩＣカードを提
供することにある。

〔課題を解決するための手段〕

この発明は、入力コードをｘ、キーコードをに１任意の
入力コードのビット変化高をΔｘ，任意のキーコードの
ビット変化高をΔｋとしたとき、ｆ−ｆ−’又はｆ−１
が存在し、 ｆ　（ｘ、　　ｋ）　＝Ｒａｎｄ　（ｘ、　　ｋ）ｆ（
Δｘ，Δｋ　）　＝Ｒａｎｄ　（Δｘ，Δｋ）を満足す
るようなアルゴリズムｆの暗号化を行う際の鍵として上
記アルゴリズムの鍵と独立で且つ鍵自体が暗号化アルゴ
リズムをなす構造化鍵を用いるような暗号化方法におい
て用いられ、構造化鍵を収納するようにしたＩＣカード
である。

を行うアルゴリズムと直列ｋ、鍵自体が暗号化アルゴリ
ズムの構造化鍵を付加することにより、暗号化強度が強
化される。このような構造化鍵のアルゴリズムを、ＩＣ
カードに収納することにより手続きを簡単化できるとと
もｋ、鍵管理の確実性が向上される。

〔実施例〕

この発明の実施例について、以下の順序にしたがって説
明する。

ａ、この発明が適用できる暗号化方法 ａｌ、構造化鍵について ａ２．構造化鍵としてＥＸ−ＯＲを用いた場合の考察 ａ３．構造化鍵としてビット転置器用いた場合の考察 す、この発明の一実施例の説明 〔作用〕　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　
ａ、この発明が適用できる暗号化方法ＤＢＳ方式やＦＥ
ＡＬ方式のように強い暗号化　　ａｌ、構造化鍵につい
て現代暗号規約において、暗号に対する信用性や安全性
をはかるためｋ、以下のような規約が提案されている。

■　鍵以外の暗号化処理が公開されている。

■　解読者は、鍵以外の全ての情報を知っているとして
、鍵の虱み潰し解読法又は計算量的安全な方法以外に解
読法が知られていない。

このような規約を遵守した上で、より強い暗号化を行う
方法を考察することにする。

従来の暗号化アルゴリズムでは、鍵が単純なコードだけ
である。より強い暗号化を行うためｋ、これに加えて構
造化された鍵を用いることが考えられる。

すなわち、ＤＥＳ方式やＦＥＡＬ方式のように強い暗号
化アルゴリズムと直列ｋ、鍵自体が暗号化を行う構造の
鍵を設けることが考えられる。このようｋ、構造化され
た鍵を用いれば、解読がより困難になると考えられる。

このような構造化鍵は秘密にされる。そして、構造化鍵
以外の全ての暗号化処理は、現代暗号化規約に則って公
開される。構造化鍵は、記録媒体に記憶させ、秘密とさ
れる関係上、単純な構造であることが望ましい。

第３図は、このような構造化鍵を用いた暗号化の処理を
示すものである。第３図において、１は構造化鍵手段、
２は暗号化手段である。構造化鍵手段１と暗号化手段２
とが直列に配置される。

構造化鍵手段１は、アルゴリズムｇにより、入力される
平文ｐを暗号化し、中間コードｐ′を生成するものであ
る。この構造化鍵１でどのようなアルゴリズムで暗号化
がなされているかは、秘密とされる。

暗号化手段２には、構造化鍵手段１から出力される中間
コードｐ′が与えられるとともｋ、鍵Ｋが与えられる。

暗号化手段２は、中間コードｐ′を、鍵Ｋを用いて、ア
ルゴリズムｆにより強い暗号化を行い、暗号文Ｃを生成
するものである。この暗号化手段２のアルゴリズムは、
公開することができる。

第４図は、このような構造化鍵を用いて暗号化された暗
号文を復号する復号化の処理を示すものである。復号化
は、第３図に示す暗号化の処理に対応している。

第４図において、３は復号化手段、４は構造化鍵手段で
ある。復号化手段３は、鍵Ｋを用いて、アルゴリズム［
−１により暗号文Ｃから中間コードｐ′を生成するもの
である。構造化鍵手段４には、復号化手段３で復号され
た中間コードｐ゛が与えられる。構造化鍵手段４は、中
間コードｐ′から平文ｐを生成するものである。これに
より、暗号文Ｃから平文ｐが解読される。

ここで、アルゴリズムｆ及びアルゴリズムｇについて説
明する。アルゴリズムｆは、強い暗号化を行うものであ
る。このアルゴリズムｆは、以下のような条件を満たし
ている。

■　ｆ−ｆ−１（インボリューション構造）又はｆｏｌ
が存在する。

■　入力ｐ　’、ＩＮＫとすると、 ｆ　（ｐ　　、　　Ｋ）＝Ｒａｎｄ（ｐ　　、　　Ｋ）
つまり、ｐ′やＫに対して出力ｆ（ｐ、Ｋ）がランダム
に対応する。

■　入力のビット変化量をΔＰ　、鍵のビット変化量を
Δｋとすると１、 ｆ（Δｐ′、ΔＫ）　ｓ＝Ｒａｎｄ　（Δｐ　、ΔＫ）
つまり、Δｐ′やΔＫに対して、出力変化量もランダム
に対応する。

■、暗号化は、 ｃ＝ｆ　（ｐ’） で表せ、復号化は、 ｐ　　−ｆ−’（ｃ） で表せる。但し、インボリューシッン構造ならば、ｐ’
＝ｆ　（ｃ）である。

■　入力ｐ′や出力Ｃが知られている時、鍵にの虱み潰
し検査により鍵には解読されるが、ｐ゛又はＣの一方が
未知の時、その一方と鍵には解読不可能な構造をとる。

このようなアルゴリズムｆとしては、ＤＥＳ方式やＦＥ
ＡＬ方式を用いることができる。

構造化鍵手段１で行うアルゴリズムｇは、以下のような
構造を持つものである。

■　ｇ−ｇ−’又はｇ″ｌが存在する。

■、入力ｐのビット変化高Δｐに対して、ｇ（Δｐ）≠
Ｒａｎｄ　（Δｐ） であっても良い。

■、入力ｐと出力ｐ′の両方が知られた時、ｇの構造が
知られても良いが、ｇの構造やｇ内の変数が知られない
時、ｐとｐ゛の一方が知られても、他方を知ることがで
きない。

アルゴリズムｇとしては、極めて単純な構造、例えば、
ＥＸ−ＯＲ構造、ビット転置、換字表等が考えられる。

後述するようｋ、構造化鍵として用いるアルゴリズムｇ
としては、ビット転置が好ましく、ＥＸ−ＯＲ構造では
、暗号化を十分強化することはできない。

ａ２．構造化鍵としてＥＸ−ＯＲを用いた場合の考察 強い暗号化を行う暗号化処理に対する構造化鍵として、
全くランダムに選ばれた鍵ｋによりＥＸ−ＯＲをとるア
ルゴリズムを採用した場合について考察する。

第５図は、構造化鍵のアルゴリズムｇとして、ＥＸ−Ｏ
Ｒをとる構造とした場合の例を示すものである。第５図
において、１１は構造化鍵手段であり、この場合には、
この構造化鍵手段１１は、鍵にと入力ｐとのＥＸ−ＯＲ
をとる回路である。

暗号化処理手段１２は、ＤＥＳ方式やＦＥＡＬ方式のよ
うな強い暗号化を行う暗号化回路である。

このようｋ、ＥＸ−ＯＲを取るアルゴリズムを、強い暗
号化方法のアルゴリズムに対する構造化鍵とした場合の
暗号強度について考察していくことにする。なお、便宜
上ｆ■［−１とみなす。

このような暗号化は、平文をｐ、ＥＸ−ＯＲ回路から出
力される中間コードをｐ゛、暗号文をＣとすると、 ｃ−ｆ　　（ｐ　　、　　Ｋ）、　　ｐ　　−ｐ＋にで
示される。また、復号化は、 ｐ請に＋ｐ’、ｐ’■ｆ　（ｃ、ｋ） であり、ここで、ｆはランダム関数である。上式をまと
めると、暗号化は、 ｃ−ｆ　　（ｐ＋ｋ、　　Ｋ）　＝Ｒａｎｄ　（ｐ＋ｋ
、　　Ｋ）と表せ、復号化は、 ｐ−に＋ｆ　（ｃ、Ｋ）ｍｋ＋Ｒａｎｄ（ｃ、Ｋ）と表
せる。

上式から、以下のことがわかる。

すなわち、暗号化手続きは、２つの鍵にとＫとのランダ
ム関数によるものの、復号化手続きは、ひとつの鍵にの
ランダム関数によるもののため、復号化の方向では、解
読において、Ｋの虱み潰しは必要だが、ｋの虱み潰しを
行う必要はない。

つまり、復号化の方向においては、 ｆ　（ｃ、　Ｋ）　＋ｐ−ｋ　−一定 という関係が成立する。このため、アタッカーは、既知
なる１個のサンプル（Ｃム、ｐｌ）を用いて、第６図に
示すようｋ、アルゴリズムｆの処理を行う回路１３とＥ
Ｘ−ＯＲをとる回路１４とからなる構造の処理回路によ
って鍵Ｋを検索できる。すなわち、Ｋの虱み潰しで、全
てのサンプル１個において出力が一定となった時、その
時の出力（ｋ）とＫが鍵として知られる。したがって、
この手法の解読手数は、１・２１である（Ｂ：鍵及び入
出力コードのビット数）。

関数ｆは、ランダム関数であるため、出力（ｋ）が１回
一定となった時、その時の出力（ｋ）と鍵（Ｋ）が本物
でない確率（誤り率）は、コード数２１個内のひとつの
コードをとる確率２−”に同等な程低い。つまり、ｉ　
ｓａ　２でも十分解読可能と言える。

以上のような考察結果から、構造化鍵として、ＥＸ−Ｏ
Ｒをとるような構成では、十分に暗号強度を強化するこ
とにはならない。

ａ３．構造化鍵としてビット転置器用いた場合の考察 構造化鍵としてビット転置器を採用した場合について考
察する。

ビット転置器は、第７図に示すようｋ、入力コードの各
ビットをランダムに入れ替えるものである。ビット転置
器のアルゴリズムｇ　（ｐ）は、ｇ　（ｐ）瞠Ｒａｎｄ
（ｐ） ｇ　（Δｐ）≠Ｒａｎｄ　（Δｐ） ｇψｇ−１ として表せる。

第８図は、構造化鍵としてビット転置器を用いた場合の
暗号化処理を示し、第９図は、その復号化処理を示しい
る。

第８図に示す暗号化処理において、２１は構造化鍵手段
としてのビット転置器である。ビット転置器２１により
、アルゴリズムｇにより、入力のビットが転置される。

２２は暗号化手段である。

暗号化手段２２は、アルゴリズムｆにより、強い暗号化
を行う。このアルゴリズムとしては、ＤＥＳ方式やＦＥ
ＡＬ方式が用いられる。

また、第９図に示す復号化処理において、２３は復号化
手段であり、復号化手段２３でアルゴリズムｆにより、
暗号文Ｃから中間コードｐ゛が生成される。この中間コ
ードｐ′が逆ビット転置器２４に供給され、逆ビット転
置器２４でアルゴリズムｇ−１により、逆ビット変換さ
れる。

この場合の暗号化は、暗号化手段２２のアルゴリズムを
ｆ１ビット転置器２１のアルゴリズムをｇ、入力される
平文をｐ、中間コードをｐ′、暗号文をＣとすると、 ｃ−ｆ　（ｐ　’、　　ｋ）　−ｆ　（ｇ　（ｐ）、　
　Ｋ）として表せる。また、復号化は、 ｐ−ｇ−’　（ｐ　’）＝ｇ−’　（ｆ　（ｃ、Ｋ））
として表せる。

ｆで示されるアルゴリズムは、強い暗号化を行っている
ので、入力変数のビット変化高（ΔｐやΔＫ及びΔＣ）
に対して、出力がランダムに対応ずけられるため、ビッ
ト変化高に対する解読攻撃に対しては、アルゴリズムｆ
の鍵Ｋを虱み潰しにより求め、アルゴリズムｇの結線を
虱み潰しにより求める以外に解読できない、また、アル
ゴリズムｇは、その入力と出力に特別な関係が存在しな
いので、結局、ビット変化高の攻撃以外の攻撃に対して
も、アルゴリズムｆとアルゴリズムｇの両方の検査以外
に解読法はないと言える。

入力及び出力のビット数をＢとすると、アルゴリズムｆ
の鍵Ｋを虱み潰しで捜す場合、２１回の演算が必要であ
り、アルゴリズムｇの結線の虱み潰し回数はＢ！である
から、このようなアルゴリズムで暗号化を行った場合、
虱み潰しで解読するのｋ、両方で２露　・８１回の演算
が必要になる。

Ｂ−６４ビツトとすると、 Ｂ！＝１０” ２ｍ　　−Ｂｔζ１ｏ１（１１ となる、この場合には、１回の処理速度を１μｓとして
、１０−の並列処理を行ったとしても、虱み潰しで解読
を行うのｋ、約１０ｓ９年必要になる。

ｂ、この発明の一実施例の説明 この発明は、上述のようｋ、ＤＥＳ方式やＦＥＡＬ方式
のような強い暗号化を行うアルボアリズムと直列ｋ、鍵
自体が暗号化アルゴリズムの構造化鍵を付加することに
より、暗号化強度を強化するようにした暗号化方法を用
いてデータ通信を行う場合に適用される。

第１図は、このように構造化鍵を用いて暗号強度を強化
して通信を行う場合の通信システムを示すものである。

第１図において、３１はコンピュータシステム、３２は
暗号／復号器、３３はモデム、３４はこの発明が適用さ
れたＩＣカードである。

ＩＣカード３４は、第２図に示すようｋ、アルゴリズム
ｇの演算を行う構造化鍵手段４１と、Ｉ１０ボート４２
とを備えている。構造化鍵手段のアルゴリズムｇは、弱
い暗号化を行うものであり、複雑な演算を必要としない
ので、ＩＣカード３４内の容量に容易に収納できる。こ
のＩＣカード３４は、コンピュータシステム３１に対し
て着脱自在とされている。このＩＣカード３４をコンピ
ュータシステム３１に装着すると、コンピュータシステ
ム３１とＩＣカード３４とがデータライン３５を介して
結ばれるとともｋ、コントロールライン３６を介して結
ばれる。

通信を行うコンピュータシステム３１と、暗号／復号器
３２及びモデム３３とは、コントロールライン３７を介
して結ばれている。

コンピュータシステム３１から回線３８を介してデータ
を出力する場合には、コンピュータシステム３１にＩＣ
カード３が装着される。コンピュータシステム３１から
のデータがＩＣカード３４にある構造化鍵手段４１のア
ルゴリズムｇにより、中間コードに変換される。この中
間コードが暗号／復号器３２に供給される。そして、暗
号／復号器３２により、アルゴリズムｆにより暗号化さ
れ、この暗号化されたデータがモデム３３を介して回線
３８に出力される。

回線３８を介して伝えられてきたデータをコンピュータ
システム３１で受信する場合には、回線３８を介して伝
えられてきたデータがモデム３３を介して暗号／復号器
３２に供給される。暗号／復号器３２で、アルゴリズム
ｆにより送られてきたデータが復号され、中間コードが
生成される。

コンピュータシステム３１には、ＩＣカード３４が装着
されていて、この中間コードがＩＣカード３４の構造化
鍵手段４１に供給される。構造化鍵手段４１で中間コー
ドからデータが復号される。

〔発明の効果〕

この発明によれば、ＤＥＳ方式やＦＥＡＬ方式のように
強い暗号化を行うアルゴリズムと直列ｋ、鍵自体が暗号
化アルゴリズムの構造化鍵を付加することにより、暗号
化強度が強化される。このような構造化鍵のアルゴリズ
ムを、ＩＣカードに収納することにより鍵管理手続きを
簡単化できるとともｋ、鍵管理の確実性が向上される。

また、ＤＥＳ方式やＦＥＡＬ方式等の従来の暗号化方式
との互換性を保てる。

【図面の簡単な説明】

第１図はこの発明の一実施例のブロック図、第２図はこ
の発明の一実施例におけるＩＣカードの説明に用いるブ
ロック図、第３図は構造化鍵を用いた暗号化の説明に用
いるブロック図、第４図は構造化鍵を用いた暗号の復号
化の説明に用いるブロック図、第５図は構造化鍵として
ＥＸ−ＯＲを用いた場合の説明に用いるブロック図、第
６図は構造化鍵としてＥＸ−ＯＲを用いた場合の解読の
説明に用いるブロック図、第７図はビット転置器の説明
に用いる路線図、第８図は構造化鍵としてビット転置器
を用いた場合の暗号化処理の説明に用いるブロック図、
第９図は構造化鍵としてビット転置器を用いた場合の復
号化処理の説明に用いるブロック図、第１０図は従来例
の説明に用いるブロック図である。 図面における主要な符号の説明 ３１、：コンピュータシステム。 ３２：暗号／復号器、３４：ＩＣカード。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 　入力コードをｘ、キーコードをｋ、任意の入力コード
   のビット変化高をΔｘ）任意のキーコードのビット変化
   高をΔｋとしたとき、 ｆ＝ｆ＾−＾１又はｆ＾−＾１が存在し、 ｆ（ｘ，ｋ）＝Ｒａｎｄ（ｘ．ｋ） ｆ（Δｘ，Δｋ）＝Ｒａｎｄ（Δｘ，Δｋ）を満足する
   ようなアルゴリズムｆの暗号化を行う際の鍵として上記
   アルゴリズムの鍵と独立で且つ鍵自体が暗号化アルゴリ
   ズムをなす構造化鍵を用いるような暗号化方法において
   用いられ、上記構造化鍵アルゴリズムを収納するように
   したＩＣカード。