JPH0738558A - 暗号化装置、及びそれを用いた通信システム及びその方法 - Google Patents
暗号化装置、及びそれを用いた通信システム及びその方法Info
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- JPH0738558A JPH0738558A JP17924193A JP17924193A JPH0738558A JP H0738558 A JPH0738558 A JP H0738558A JP 17924193 A JP17924193 A JP 17924193A JP 17924193 A JP17924193 A JP 17924193A JP H0738558 A JPH0738558 A JP H0738558A
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Abstract
(57)【要約】
【目的】 高速かつ安全な暗号化を実現する。
【構成】 通信装置７１は、共有する暗号鍵ＫABを初期
値として、出力系列から該系列を解析する困難さが計算
量的に保証された乱数系列を順次発生させる乱数発生回
路１１と、該乱数系列に基づいて順次更新されるパラメ
ータに基づいて、前記乱数発生回路１１による乱数の順
次発生より高速に、送信側としては通信文を暗号化して
順次出力し、受信側としては暗号文を通信文に復号して
順次出力する暗号化回路１２とを具える。
値として、出力系列から該系列を解析する困難さが計算
量的に保証された乱数系列を順次発生させる乱数発生回
路１１と、該乱数系列に基づいて順次更新されるパラメ
ータに基づいて、前記乱数発生回路１１による乱数の順
次発生より高速に、送信側としては通信文を暗号化して
順次出力し、受信側としては暗号文を通信文に復号して
順次出力する暗号化回路１２とを具える。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は暗号化方式に関係し、特
に暗号通信分野におけるデータの秘匿，発信者・着信者
の認証，暗号鍵の共有，零知識証明プロトコル等に関す
るものである。また、モンテカルロシミュレーションな
どの乱数を用いたシミュレーションに関するものであ
る。
に暗号通信分野におけるデータの秘匿，発信者・着信者
の認証，暗号鍵の共有，零知識証明プロトコル等に関す
るものである。また、モンテカルロシミュレーションな
どの乱数を用いたシミュレーションに関するものであ
る。
【０００２】
【従来の技術】従来の暗号化方式は大きく２つの方式に
分けることができる。１つはある数の暗号文を手に入れ
ることができれば暗号鍵を解読することができる、即
ち、それ以降に出力される暗号文全てを容易に解読する
ことができる暗号化方式であり、このような暗号化方式
を、便宜上方式Ａと呼ぶことにする。方式Ａの代表例と
してはＤＥＳ(Data Encryption Standard)やＦＥＡＬ(F
ast Encryption Algorithm) などのＦｅｉｓｔｅｌ暗号
（辻井重男，笠原正雄著「暗号と情報セキュリティ」昭
晃堂，第35〜49頁参照）、またはシフトレジスタを用い
た線形フィードバックシフトレジスタ方式（以下、ＬＦ
ＳＲ方式）や非線形フィードバックシフトレジスタ方式
などが知られている。
分けることができる。１つはある数の暗号文を手に入れ
ることができれば暗号鍵を解読することができる、即
ち、それ以降に出力される暗号文全てを容易に解読する
ことができる暗号化方式であり、このような暗号化方式
を、便宜上方式Ａと呼ぶことにする。方式Ａの代表例と
してはＤＥＳ(Data Encryption Standard)やＦＥＡＬ(F
ast Encryption Algorithm) などのＦｅｉｓｔｅｌ暗号
（辻井重男，笠原正雄著「暗号と情報セキュリティ」昭
晃堂，第35〜49頁参照）、またはシフトレジスタを用い
た線形フィードバックシフトレジスタ方式（以下、ＬＦ
ＳＲ方式）や非線形フィードバックシフトレジスタ方式
などが知られている。
【０００３】例えば、ＤＥＳやＦＥＡＬは差分解読法
（E.Biham, A.Shamir:“DifferentialCryptanalysis of
DES-like Cryptosystems”, Lournal of Cryptology,
Vol.4, No.1, pp.3-72, 1992 参照）と呼ばれる解読法
によって、鍵の全数探索（２56個の全探索）よりも速い
解読が可能である。これによって、最近の研究（１９９
３年暗号と情報セキュリティシンポジウム資料：ＳＣＩ
Ｓ９３−３Ｃ）では１６段のＤＥＳは２47個，８段のＤ
ＥＳは２21個，８段のＦＥＡＬは２15個の既知平文攻撃
によって解読が可能であることが示され、その探索数は
今後の研究によってさらに減少していくことが予測され
る。
（E.Biham, A.Shamir:“DifferentialCryptanalysis of
DES-like Cryptosystems”, Lournal of Cryptology,
Vol.4, No.1, pp.3-72, 1992 参照）と呼ばれる解読法
によって、鍵の全数探索（２56個の全探索）よりも速い
解読が可能である。これによって、最近の研究（１９９
３年暗号と情報セキュリティシンポジウム資料：ＳＣＩ
Ｓ９３−３Ｃ）では１６段のＤＥＳは２47個，８段のＤ
ＥＳは２21個，８段のＦＥＡＬは２15個の既知平文攻撃
によって解読が可能であることが示され、その探索数は
今後の研究によってさらに減少していくことが予測され
る。
【０００４】また、暗号化方式としてＬＦＳＲ方式によ
り発生される乱数系列を用いた場合、ｎ段のシフトレジ
スタを用いたＬＦＳＲ方式は、文献「現代暗号理論」
（池野，小山著, 昭和61年発行，電子情報通信学会）の
第69〜72頁に示されているように、２n −１ビットの乱
数系列の内の２ｎビットがわかれば、そのＬＦＳＲの構
成が解析可能であることが知られている。
り発生される乱数系列を用いた場合、ｎ段のシフトレジ
スタを用いたＬＦＳＲ方式は、文献「現代暗号理論」
（池野，小山著, 昭和61年発行，電子情報通信学会）の
第69〜72頁に示されているように、２n −１ビットの乱
数系列の内の２ｎビットがわかれば、そのＬＦＳＲの構
成が解析可能であることが知られている。
【０００５】しかし、これらの方式は、簡単な演算によ
って高速な暗号化処理が可能であるという点から、実用
上よく用いられている。このように方式Ａは安全性は保
証できないが、高速処理が可能であるという特徴を持
つ。
って高速な暗号化処理が可能であるという点から、実用
上よく用いられている。このように方式Ａは安全性は保
証できないが、高速処理が可能であるという特徴を持
つ。
【０００６】一方、方式Ａと異なり、ある時点までに発
生された暗号化出力のみからその時点以降に発生される
暗号化出力を予測することが非常に困難となる暗号化方
式を、便宜上方式Ｂと呼ぶ。暗号化出力が乱数の場合、
方式Ｂの代表例として文献「アドバンセズ・イン・クリ
プトロジー」（"Advances in Cryptology"，1983年発
行，PLENUM PRESS）の第61〜78頁に示されているような
自乗剰余演算による方法が知られている。つまり、乱数
列を｛ｂ1 ，ｂ2 ，……｝とすると、ビットｂiは、ｘ0
を任意に与える初期値，ｎ＝ｐ・ｑ（ｐ，ｑは素数）
として、 ｘi+1 ＝ｘi 2 mod ｎ (i=0,1,2, ……) ｂi ＝lsb(ｘi) (i=0,1,2,……) によって与えられる（ただし、lsb(ｘ) はｘの最下位ビ
ットを表わす）。
生された暗号化出力のみからその時点以降に発生される
暗号化出力を予測することが非常に困難となる暗号化方
式を、便宜上方式Ｂと呼ぶ。暗号化出力が乱数の場合、
方式Ｂの代表例として文献「アドバンセズ・イン・クリ
プトロジー」（"Advances in Cryptology"，1983年発
行，PLENUM PRESS）の第61〜78頁に示されているような
自乗剰余演算による方法が知られている。つまり、乱数
列を｛ｂ1 ，ｂ2 ，……｝とすると、ビットｂiは、ｘ0
を任意に与える初期値，ｎ＝ｐ・ｑ（ｐ，ｑは素数）
として、 ｘi+1 ＝ｘi 2 mod ｎ (i=0,1,2, ……) ｂi ＝lsb(ｘi) (i=0,1,2,……) によって与えられる（ただし、lsb(ｘ) はｘの最下位ビ
ットを表わす）。
【０００７】この方法により生成された乱数列｛ｂ1 ，
ｂ2 ，…ｂi ｝のみからｂi+1 を求めることは、ｎを因
数分解するのと同じだけの手間が必要であることが知ら
れている。つまり、ある時点までに発生された乱数列の
みからその時点以降に発生される乱数を求めるための計
算量は、ｎを因数分解するのに必要な計算量と同等であ
ることが保証される。以後、この方法によって与えられ
る乱数を自乗剰余乱数と呼ぶ（ただし、ｂi はｘi の最
下位ビットだけでなく最下位からｌｏｇ2 ｎビット程度
であってもよい。）。
ｂ2 ，…ｂi ｝のみからｂi+1 を求めることは、ｎを因
数分解するのと同じだけの手間が必要であることが知ら
れている。つまり、ある時点までに発生された乱数列の
みからその時点以降に発生される乱数を求めるための計
算量は、ｎを因数分解するのに必要な計算量と同等であ
ることが保証される。以後、この方法によって与えられ
る乱数を自乗剰余乱数と呼ぶ（ただし、ｂi はｘi の最
下位ビットだけでなく最下位からｌｏｇ2 ｎビット程度
であってもよい。）。
【０００８】しかし、ｎを因数分解することを計算量的
に困難にするためにはｐ，ｑを数百ビット程度にする必
要がある。このような場合、前述のｘi+1 ＝ｘi 2 mod
ｎを計算するための計算量もまた大きくなり、高速に乱
数を発生できないという問題が生じる。つまり、方式Ｂ
は方式Ａと反対に安全性は計算量的に保証されるが、高
速処理ができないという特徴をもつ。また、方式Ｂの他
の例としてはＲＳＡ乱数（B.Chor and O.Goldreich:
“RSA/Rabin least significant bits are 1/2+1/poly
(n) secure ”, Advances in Cryptology: Preceedings
of Crypto 84, G.R., 1984）や離散対数と求めること
と同等の安全性を保証する離散対数乱数（M.Blum and
S.Micali:“How to generate cryptographically stron
g sequences of pseudo-random bits”, 23rd IEEE FOC
S, pp.112-117, 1982）等も考えられるが、安全性は保
証されるが高速処理ができないという点で同様の特徴を
もつ。
に困難にするためにはｐ，ｑを数百ビット程度にする必
要がある。このような場合、前述のｘi+1 ＝ｘi 2 mod
ｎを計算するための計算量もまた大きくなり、高速に乱
数を発生できないという問題が生じる。つまり、方式Ｂ
は方式Ａと反対に安全性は計算量的に保証されるが、高
速処理ができないという特徴をもつ。また、方式Ｂの他
の例としてはＲＳＡ乱数（B.Chor and O.Goldreich:
“RSA/Rabin least significant bits are 1/2+1/poly
(n) secure ”, Advances in Cryptology: Preceedings
of Crypto 84, G.R., 1984）や離散対数と求めること
と同等の安全性を保証する離散対数乱数（M.Blum and
S.Micali:“How to generate cryptographically stron
g sequences of pseudo-random bits”, 23rd IEEE FOC
S, pp.112-117, 1982）等も考えられるが、安全性は保
証されるが高速処理ができないという点で同様の特徴を
もつ。
【０００９】
【発明が解決しようとしている課題】つまり、方式Ａ
は、高速処理が可能であるが安全性は保証できず、方式
Ｂは、方式Ａと反対に、安全性は計算量的に保証される
が高速処理ができないという問題があった。
は、高速処理が可能であるが安全性は保証できず、方式
Ｂは、方式Ａと反対に、安全性は計算量的に保証される
が高速処理ができないという問題があった。
【００１０】そこで、本発明は、方式Ａの高速性と方式
Ｂの安全性を両立させた暗号化装置、及びそれを用いた
通信システム及びその方法を提供することを目的とす
る。
Ｂの安全性を両立させた暗号化装置、及びそれを用いた
通信システム及びその方法を提供することを目的とす
る。
【００１１】
【課題を解決するための手段】上記課題を解決するため
に、本発明の暗号化装置は、送信者と受信者が共有する
暗号鍵を初期値として、出力系列から該系列を解析する
困難さが計算量的に保証された乱数系列を順次発生させ
る乱数発生手段と、所定のパラメータに基づいて、前記
乱数発生手段による乱数系列の順次発生より高速に、通
信データを暗号化して順次出力する暗号化手段とを有
し、前記乱数発生手段から順次発生される乱数に基づい
て、前記パラメータを順次更新することを特徴とする。
に、本発明の暗号化装置は、送信者と受信者が共有する
暗号鍵を初期値として、出力系列から該系列を解析する
困難さが計算量的に保証された乱数系列を順次発生させ
る乱数発生手段と、所定のパラメータに基づいて、前記
乱数発生手段による乱数系列の順次発生より高速に、通
信データを暗号化して順次出力する暗号化手段とを有
し、前記乱数発生手段から順次発生される乱数に基づい
て、前記パラメータを順次更新することを特徴とする。
【００１２】また、本発明の他の態様によれば、通信シ
ステムにおいて、送信装置に、送信者と受信者が共有す
る暗号鍵を初期値として、出力系列から該系列を解析す
る困難さが計算量的に保証された乱数系列を順次発生さ
せる第１の乱数発生手段と、所定のパラメータに基づい
て、前記第１の乱数発生手段による乱数の順次発生より
高速に、通信文を暗号化して暗号文を順次出力する暗号
化手段とを備え、受信装置に、前記暗号鍵を初期値とし
て、前記第１の乱数発生手段と同一の乱数系列を発生す
る第２の乱数発生手段と、前記所定のパラメータに基づ
いて、前記暗号化手段の逆演算により、暗号文を復号し
て通信文を順次出力する復号手段とを備え、前記第１の
乱数発生手段から順次発生される乱数に基づいて、前記
暗号化手段に対する前記パラメータを順次更新し、前記
第２の乱数発生手段から順次発生される乱数に基づい
て、前記復号手段に対する前記パラメータを順次更新す
ることを特徴とする。
ステムにおいて、送信装置に、送信者と受信者が共有す
る暗号鍵を初期値として、出力系列から該系列を解析す
る困難さが計算量的に保証された乱数系列を順次発生さ
せる第１の乱数発生手段と、所定のパラメータに基づい
て、前記第１の乱数発生手段による乱数の順次発生より
高速に、通信文を暗号化して暗号文を順次出力する暗号
化手段とを備え、受信装置に、前記暗号鍵を初期値とし
て、前記第１の乱数発生手段と同一の乱数系列を発生す
る第２の乱数発生手段と、前記所定のパラメータに基づ
いて、前記暗号化手段の逆演算により、暗号文を復号し
て通信文を順次出力する復号手段とを備え、前記第１の
乱数発生手段から順次発生される乱数に基づいて、前記
暗号化手段に対する前記パラメータを順次更新し、前記
第２の乱数発生手段から順次発生される乱数に基づい
て、前記復号手段に対する前記パラメータを順次更新す
ることを特徴とする。
【００１３】また、本発明の他の態様によれば、送信側
で、送信者と受信者が共有する暗号鍵を初期値として、
出力系列から該系列を解析する困難さが計算量的に保証
された乱数系列を順次発生し、順次発生される前記乱数
系列に基づいて更新されるパラメータに基づいて、前記
乱数系列の順次発生より高速に、通信文を暗号化して暗
号文を順次受信側に送信し、送信側で、前記暗号鍵を初
期値として、前記乱数系列と同一の乱数系列を順次発生
させ、該同一の乱数系列に基づいて更新されるパラメー
タに基づいて、前記暗号化の逆演算により、暗号文を復
号して通信文を順次出力する通信方法を特徴とする。
で、送信者と受信者が共有する暗号鍵を初期値として、
出力系列から該系列を解析する困難さが計算量的に保証
された乱数系列を順次発生し、順次発生される前記乱数
系列に基づいて更新されるパラメータに基づいて、前記
乱数系列の順次発生より高速に、通信文を暗号化して暗
号文を順次受信側に送信し、送信側で、前記暗号鍵を初
期値として、前記乱数系列と同一の乱数系列を順次発生
させ、該同一の乱数系列に基づいて更新されるパラメー
タに基づいて、前記暗号化の逆演算により、暗号文を復
号して通信文を順次出力する通信方法を特徴とする。
【００１４】
【作用】かかる本発明の暗号化装置においては、乱数発
生手段が、送信者と受信者が共有する暗号鍵を初期値と
して、乱数を順次発生する。そして、暗号化手段が、前
記乱数発生手段から順次発生される乱数に基づいて順次
更新されるパラメータに基づいて、前記乱数発生手段に
よる乱数の順次発生より高速に、通信データを暗号化し
て順次出力する。
生手段が、送信者と受信者が共有する暗号鍵を初期値と
して、乱数を順次発生する。そして、暗号化手段が、前
記乱数発生手段から順次発生される乱数に基づいて順次
更新されるパラメータに基づいて、前記乱数発生手段に
よる乱数の順次発生より高速に、通信データを暗号化し
て順次出力する。
【００１５】また、通信システムにおいて、送信装置
が、第１の乱数発生手段により、送信者と受信者が共有
する暗号鍵を初期値として、出力される乱数系列から該
系列を解析する困難さが保証された乱数を順次発生し、
暗号化手段により、前記第１の乱数発生手段から順次発
生される乱数に基づいて順次更新されるパラメータに基
づいて、前記第１の乱数発生手段による乱数の順次発生
より高速に、通信文を暗号化して暗号文を順次出力す
る。受信装置が、第２の乱数発生手段により、前記暗号
鍵を初期値として、前記第１の乱数発生手段と同一の乱
数系列を発生し、復号手段により、前記第２の乱数発生
手段から順次発生される乱数に基づいて順次更新される
パラメータに基づいて、前記暗号化手段の逆演算によ
り、暗号文を復号して通信文を順次出力する。
が、第１の乱数発生手段により、送信者と受信者が共有
する暗号鍵を初期値として、出力される乱数系列から該
系列を解析する困難さが保証された乱数を順次発生し、
暗号化手段により、前記第１の乱数発生手段から順次発
生される乱数に基づいて順次更新されるパラメータに基
づいて、前記第１の乱数発生手段による乱数の順次発生
より高速に、通信文を暗号化して暗号文を順次出力す
る。受信装置が、第２の乱数発生手段により、前記暗号
鍵を初期値として、前記第１の乱数発生手段と同一の乱
数系列を発生し、復号手段により、前記第２の乱数発生
手段から順次発生される乱数に基づいて順次更新される
パラメータに基づいて、前記暗号化手段の逆演算によ
り、暗号文を復号して通信文を順次出力する。
【００１６】また、本発明の通信方法によれば、送信側
で、送信者と受信者が共有する暗号鍵を初期値として、
出力される乱数系列から該系列を解析する困難さが保証
された乱数を順次発生し、順次発生される前記乱数に基
づいて更新されるパラメータに基づいて、前記乱数の順
次発生より高速に、通信文を暗号化して暗号文を順次受
信側に送信し、送信側で、前記暗号鍵を初期値として、
前記乱数系列と同一の乱数系列を順次発生させ、該同一
の乱数系列に基づいて更新されるパラメータに基づい
て、前記暗号化の逆演算により、暗号文を復号して通信
文を順次出力する。
で、送信者と受信者が共有する暗号鍵を初期値として、
出力される乱数系列から該系列を解析する困難さが保証
された乱数を順次発生し、順次発生される前記乱数に基
づいて更新されるパラメータに基づいて、前記乱数の順
次発生より高速に、通信文を暗号化して暗号文を順次受
信側に送信し、送信側で、前記暗号鍵を初期値として、
前記乱数系列と同一の乱数系列を順次発生させ、該同一
の乱数系列に基づいて更新されるパラメータに基づい
て、前記暗号化の逆演算により、暗号文を復号して通信
文を順次出力する。
【００１７】
【実施例】以下、添付図面を参照しながら、本発明の実
施例を詳細に説明する。
施例を詳細に説明する。
【００１８】図１は、本発明の一実施例に係る暗号化装
置の基本構成を示すブロック図である。図中、(a) に、
方式Ａの回路として暗号化回路１２を用いた場合を示
し、(b) に、方式Ａとして乱数発生回路１３を用いた場
合を示す。本実施例によれば、方式Ａを用いた第１の回
路（暗号化回路１２または乱数発生回路１３）と方式Ｂ
を用いた第２の回路（乱数発生回路１１）から成り、送
信者と受信者が共通に有する暗号鍵を初期値として第２
の回路（乱数発生回路１１）から生成される乱数をパラ
メータとして、第１の回路（暗号化回路１２または乱数
発生回路１３）における変換方式を制御することによっ
て、方式Ａの利点である高速性と方式Ｂの利点である安
全性の２つを実現する暗号化処理（または乱数発生）を
以下のようにして可能にしたものである。
置の基本構成を示すブロック図である。図中、(a) に、
方式Ａの回路として暗号化回路１２を用いた場合を示
し、(b) に、方式Ａとして乱数発生回路１３を用いた場
合を示す。本実施例によれば、方式Ａを用いた第１の回
路（暗号化回路１２または乱数発生回路１３）と方式Ｂ
を用いた第２の回路（乱数発生回路１１）から成り、送
信者と受信者が共通に有する暗号鍵を初期値として第２
の回路（乱数発生回路１１）から生成される乱数をパラ
メータとして、第１の回路（暗号化回路１２または乱数
発生回路１３）における変換方式を制御することによっ
て、方式Ａの利点である高速性と方式Ｂの利点である安
全性の２つを実現する暗号化処理（または乱数発生）を
以下のようにして可能にしたものである。
【００１９】方式Ａによる暗号化方式（または乱数発生
方式）によって出力される暗号文（または乱数系列）の
数が、方式Ａの解析に必要な暗号文（または乱数系列）
の数より大きくなる前、或いは等しくなる近辺で方式Ａ
の暗号鍵に相当する変換方式を方式Ｂからの乱数をパラ
メータとして変更することによって、解析に必要な数の
暗号文（または乱数系列）を集めることを困難にしてい
る。
方式）によって出力される暗号文（または乱数系列）の
数が、方式Ａの解析に必要な暗号文（または乱数系列）
の数より大きくなる前、或いは等しくなる近辺で方式Ａ
の暗号鍵に相当する変換方式を方式Ｂからの乱数をパラ
メータとして変更することによって、解析に必要な数の
暗号文（または乱数系列）を集めることを困難にしてい
る。
【００２０】この場合、方式Ａを用いた暗号化（または
乱数発生）によって出力される暗号文（または乱数系
列）の数が方式Ａの解析に必要な数より大きくなるまで
に、方式Ｂによる乱数の発生が行なわれれば良いため、
方式Ｂの乱数発生が高速に行えなくてもよい。しかし、
暗号文（または乱数系列）としての最終出力は方式Ａか
らの出力であるので、全体としては方式Ａの高速な暗号
化処理（または乱数発生）が可能である。
乱数発生）によって出力される暗号文（または乱数系
列）の数が方式Ａの解析に必要な数より大きくなるまで
に、方式Ｂによる乱数の発生が行なわれれば良いため、
方式Ｂの乱数発生が高速に行えなくてもよい。しかし、
暗号文（または乱数系列）としての最終出力は方式Ａか
らの出力であるので、全体としては方式Ａの高速な暗号
化処理（または乱数発生）が可能である。
【００２１】また、安全性については、前述したように
方式Ａの解析に必要な数の暗号文（または乱数系列）を
集めることを困難にしているが、今後の研究により方式
Ａを解析するのに必要な暗号文（または乱数系列）の数
が減少し、方式Ａの解析が可能になったとしても、解析
できるのは方式Ａに入力される方式Ｂからの乱数であ
り、この乱数から方式Ｂに入力された暗号鍵を解析する
ことは前述のように計算量的に困難である。図１の暗号
化（または乱数発生）の暗号鍵は方式Ｂに入力される暗
号鍵であるので、全体としての安全性は方式Ｂの安全性
によって保証される。
方式Ａの解析に必要な数の暗号文（または乱数系列）を
集めることを困難にしているが、今後の研究により方式
Ａを解析するのに必要な暗号文（または乱数系列）の数
が減少し、方式Ａの解析が可能になったとしても、解析
できるのは方式Ａに入力される方式Ｂからの乱数であ
り、この乱数から方式Ｂに入力された暗号鍵を解析する
ことは前述のように計算量的に困難である。図１の暗号
化（または乱数発生）の暗号鍵は方式Ｂに入力される暗
号鍵であるので、全体としての安全性は方式Ｂの安全性
によって保証される。
【００２２】よって、従来困難であった安全性と高速性
を両立させた暗号化（または乱数発生）が実現可能にな
る。
を両立させた暗号化（または乱数発生）が実現可能にな
る。
【００２３】［実施例１］図２は、図１の方式Ａの暗号
化回路１２として、ＤＥＳ暗号回路２２を用い、方式Ｂ
の乱数発生回路として自乗剰余乱数発生回路２１を用い
る場合の実施例を示している。この場合、ＤＥＳ暗号の
変換方式はＤＥＳの暗号鍵によって制御されるので、方
式Ｂの乱数発生回路からの乱数によって、ＤＥＳ暗号の
暗号鍵を変更する。
化回路１２として、ＤＥＳ暗号回路２２を用い、方式Ｂ
の乱数発生回路として自乗剰余乱数発生回路２１を用い
る場合の実施例を示している。この場合、ＤＥＳ暗号の
変換方式はＤＥＳの暗号鍵によって制御されるので、方
式Ｂの乱数発生回路からの乱数によって、ＤＥＳ暗号の
暗号鍵を変更する。
【００２４】前述したようにＤＥＳは差分解読法と呼ば
れる有力な解読法が提案され、その安全性に疑問が持た
れるようになっており、その対策としてＳＣＩＳ９３−
３Ｄ，ＳＣＩＳ９３−３Ｅ，ＳＣＩＳ９３−１５Ｄ（１
９９３年暗号と情報セキュリティシンポジウム資料）に
示されるようにＤＥＳの中間値や最終値に依存して鍵を
変更する方式が提案されている。
れる有力な解読法が提案され、その安全性に疑問が持た
れるようになっており、その対策としてＳＣＩＳ９３−
３Ｄ，ＳＣＩＳ９３−３Ｅ，ＳＣＩＳ９３−１５Ｄ（１
９９３年暗号と情報セキュリティシンポジウム資料）に
示されるようにＤＥＳの中間値や最終値に依存して鍵を
変更する方式が提案されている。
【００２５】しかし、これらの方式は安全性がやや向上
する可能性はあるものの、従来のＤＥＳのような精力的
な解析が行われておらず、その安全性は保証されていな
い。また、鍵の変更が同じＤＥＳの中間値や最終値に依
存するために、差分解読法を改良した方法によって解読
される可能性が高い。これに対し、安全性の保証された
方式ＢによってＤＥＳの鍵を変更する本方式は、極めて
安全であるが、かかる方式は今まで提案されていなかっ
た。
する可能性はあるものの、従来のＤＥＳのような精力的
な解析が行われておらず、その安全性は保証されていな
い。また、鍵の変更が同じＤＥＳの中間値や最終値に依
存するために、差分解読法を改良した方法によって解読
される可能性が高い。これに対し、安全性の保証された
方式ＢによってＤＥＳの鍵を変更する本方式は、極めて
安全であるが、かかる方式は今まで提案されていなかっ
た。
【００２６】方式Ｂとして自乗剰余乱数方式を用いた図
２の装置の場合、暗号化の手順は次の通りである。 １）自乗剰余乱数発生回路に暗号鍵を初期値として設定
する。 ２）自乗剰余乱数発生回路は、与えられた初期値から５
６ビットの乱数の一部または全部を生成し、ＤＥＳの第
一の暗号鍵としてＤＥＳ回路に出力する。 ３）ＤＥＳ回路は、与えられた暗号鍵に従って入力され
る平文を暗号文に変換し出力する。 ４）出力される暗号文の数がＤＥＳの暗号鍵の解析に必
要な数より大きくなる前に自乗剰余乱数発生回路はＤＥ
Ｓの次の暗号鍵として用いる乱数５６ビットの一部また
は全部を算出し、ＤＥＳ回路に出力する。 ５）以下、手順３），４）を繰り返す。
２の装置の場合、暗号化の手順は次の通りである。 １）自乗剰余乱数発生回路に暗号鍵を初期値として設定
する。 ２）自乗剰余乱数発生回路は、与えられた初期値から５
６ビットの乱数の一部または全部を生成し、ＤＥＳの第
一の暗号鍵としてＤＥＳ回路に出力する。 ３）ＤＥＳ回路は、与えられた暗号鍵に従って入力され
る平文を暗号文に変換し出力する。 ４）出力される暗号文の数がＤＥＳの暗号鍵の解析に必
要な数より大きくなる前に自乗剰余乱数発生回路はＤＥ
Ｓの次の暗号鍵として用いる乱数５６ビットの一部また
は全部を算出し、ＤＥＳ回路に出力する。 ５）以下、手順３），４）を繰り返す。
【００２７】この手順において、手順３で出力される暗
号文の全て又は一部が、本実施例によって発生される暗
号文となる。
号文の全て又は一部が、本実施例によって発生される暗
号文となる。
【００２８】また、自乗剰余乱数発生回路２１は、Ｘ・
Ｙ mod Ｎの剰余乗算の繰り返しによって実現できるの
で「岩村，松本，今井：“並列処理によるＲＳＡ暗
号”，信学論(A), Vol.J75-A, No.8, pp1301-1311.199
2.8. 」に示される回路等を用いてハードウェアで構成
することによっても、ソフトウェアによりＣＰＵで計算
させることによっても実現できる。
Ｙ mod Ｎの剰余乗算の繰り返しによって実現できるの
で「岩村，松本，今井：“並列処理によるＲＳＡ暗
号”，信学論(A), Vol.J75-A, No.8, pp1301-1311.199
2.8. 」に示される回路等を用いてハードウェアで構成
することによっても、ソフトウェアによりＣＰＵで計算
させることによっても実現できる。
【００２９】［実施例２］図３は方式ＡとしてＬＦＳＲ
方式を用い、方式Ｂとして自乗剰余乱数方式を用いた場
合を示すブロック図である。図３のＬＦＳＲはｎ段のシ
ストレジスタＲ(t) ＝［ｒn(t)，ｒn-1(t)，…，ｒ
2(t)，ｒ1(t)］と、タッブ列［ｈn ，ｈn-1 ，…，ｈ
2 ，ｈ1 ］からなる。ここで、タップ列［ｈn ，ｈ
n-1 ，…，ｈ2 ，ｈ1］の値を方式Ｂからの乱数によっ
て決定している。
方式を用い、方式Ｂとして自乗剰余乱数方式を用いた場
合を示すブロック図である。図３のＬＦＳＲはｎ段のシ
ストレジスタＲ(t) ＝［ｒn(t)，ｒn-1(t)，…，ｒ
2(t)，ｒ1(t)］と、タッブ列［ｈn ，ｈn-1 ，…，ｈ
2 ，ｈ1 ］からなる。ここで、タップ列［ｈn ，ｈ
n-1 ，…，ｈ2 ，ｈ1］の値を方式Ｂからの乱数によっ
て決定している。
【００３０】本実施例による乱数発生の手順は以下の通
りに行う。ただし、手順４）〜６）は同時に行なわれ
る。 １）シフトレジスタ３１及び自乗剰余乱数発生回路２１
に初期値を設定する。 ２）自乗剰余乱数発生回路２１は、与えられた初期値か
ら乱数を生成し、第一のパラメータとしてＬＦＳＲによ
る線形変換回路３２に出力する。 ３）線形変換回路は、手順２）により与えられたパラメ
ータに従ってタップ列の値、即ち、線形変換方式を決定
する。 ４）各レジスタは与えられた値を右にシフトする。 ５）最右端のレジスタの値を乱数として出力する。 ６）手順３）で決定された線形変換に従ってｒ1・ｈ1 ＋
ｒ2・ｈ2 ＋…＋ｒn・ｈnを計算し、最左端のレジスタに
フィードバック入力する。 ７）以下、手順４）〜６）を繰り返すが、ＬＦＳＲから
出力される乱数の数がＬＦＳＲのタップ列の値を解析す
るのに必要な乱数の数（この場合シフトレジスタの段数
の２倍）より大きくなるまでに、自乗剰余乱数発生回路
２１は、次のパラメータとして用いる乱数の一部または
全部を算出し、ＬＦＳＲよりなる線形変換回路３２に出
力して、線形変換方式を変更する。
りに行う。ただし、手順４）〜６）は同時に行なわれ
る。 １）シフトレジスタ３１及び自乗剰余乱数発生回路２１
に初期値を設定する。 ２）自乗剰余乱数発生回路２１は、与えられた初期値か
ら乱数を生成し、第一のパラメータとしてＬＦＳＲによ
る線形変換回路３２に出力する。 ３）線形変換回路は、手順２）により与えられたパラメ
ータに従ってタップ列の値、即ち、線形変換方式を決定
する。 ４）各レジスタは与えられた値を右にシフトする。 ５）最右端のレジスタの値を乱数として出力する。 ６）手順３）で決定された線形変換に従ってｒ1・ｈ1 ＋
ｒ2・ｈ2 ＋…＋ｒn・ｈnを計算し、最左端のレジスタに
フィードバック入力する。 ７）以下、手順４）〜６）を繰り返すが、ＬＦＳＲから
出力される乱数の数がＬＦＳＲのタップ列の値を解析す
るのに必要な乱数の数（この場合シフトレジスタの段数
の２倍）より大きくなるまでに、自乗剰余乱数発生回路
２１は、次のパラメータとして用いる乱数の一部または
全部を算出し、ＬＦＳＲよりなる線形変換回路３２に出
力して、線形変換方式を変更する。
【００３１】上述の手順において、手順５）で出力され
る値の全て又は一部が、本実施例によって発生される乱
数となる。また、手順１）における方式Ａの初期値は、
暗号鍵の一部であってもよいし、別の手段によって与え
られた値でもよい。
る値の全て又は一部が、本実施例によって発生される乱
数となる。また、手順１）における方式Ａの初期値は、
暗号鍵の一部であってもよいし、別の手段によって与え
られた値でもよい。
【００３２】［実施例３］実施例２に示したＬＦＳＲ方
式による乱数発生器では、出力乱数系列の解析に必要な
乱数の数は、ＬＦＳＲの段数の２倍の数であるが、方式
Ａとして非線形フィードバックシフトレジスタを用いた
場合には、解析に必要な乱数の数をＬＦＳＲ方式の場合
以上に大きくすることが可能である。よって、方式Ａの
解析に必要なビット数が多くなるので、方式Ａの変換方
式を変えるための方式Ｂの演算速度はさらに低速でよい
という利点がある。
式による乱数発生器では、出力乱数系列の解析に必要な
乱数の数は、ＬＦＳＲの段数の２倍の数であるが、方式
Ａとして非線形フィードバックシフトレジスタを用いた
場合には、解析に必要な乱数の数をＬＦＳＲ方式の場合
以上に大きくすることが可能である。よって、方式Ａの
解析に必要なビット数が多くなるので、方式Ａの変換方
式を変えるための方式Ｂの演算速度はさらに低速でよい
という利点がある。
【００３３】その非線形フィードバックシフトレジスタ
を用いた実施例を図４に示す。図４は、本実施例による
非線形フィードバックシフトレジスタを用いた場合の乱
数列発生器を示すブロック図である。
を用いた実施例を図４に示す。図４は、本実施例による
非線形フィードバックシフトレジスタを用いた場合の乱
数列発生器を示すブロック図である。
【００３４】方式Ａに基づく乱数発生回路として、シフ
トレジスタ３１、及びシフトレジスタ３１の各レジスタ
からの値を非線形変換してシフトレジスタ３１にフィー
ドバックする非線形変換回路４１を用い、この非線形変
換回路４１を制御する方式Ｂの乱数発生回路として自乗
剰余乱数発生回路２１を用いる。
トレジスタ３１、及びシフトレジスタ３１の各レジスタ
からの値を非線形変換してシフトレジスタ３１にフィー
ドバックする非線形変換回路４１を用い、この非線形変
換回路４１を制御する方式Ｂの乱数発生回路として自乗
剰余乱数発生回路２１を用いる。
【００３５】本実施例による乱数発生の手順は以下の通
りに行う。ただし、手順４）〜６）は同時に行なわれ
る。 １）シフトレジスタ３１の各レジスタ及び自乗剰余乱数
発生回路２１に初期値を設定する。 ２）自乗剰余乱数発生回路２１は、与えられた初期値か
ら乱数を生成し、第一のパラメータとして非線形変換回
路４１に出力する。 ３）非線形変換回路４１は、手順２）により与えられる
パラメータに従って非線形変換を決定する。 ４）各レジスタは与えられた値を右にシフトする。 ５）最右端のレジスタの値を乱数として出力する。 ６）各レジスタの値を手順３）で決定された非線形変換
に従ってフィードバック変換し、最左端のレジスタの値
とする。 ７）以下、手順４）〜６）を繰り返すが、出力される乱
数の数がその乱数列の解析に必要な乱数の数より大きく
なる前に、自乗剰余乱数発生回路２１は、次のパラメー
タとして用いる乱数の一部または全部を算出し、非線形
変換回路４１に出力して非線形変換方式を変更する。
りに行う。ただし、手順４）〜６）は同時に行なわれ
る。 １）シフトレジスタ３１の各レジスタ及び自乗剰余乱数
発生回路２１に初期値を設定する。 ２）自乗剰余乱数発生回路２１は、与えられた初期値か
ら乱数を生成し、第一のパラメータとして非線形変換回
路４１に出力する。 ３）非線形変換回路４１は、手順２）により与えられる
パラメータに従って非線形変換を決定する。 ４）各レジスタは与えられた値を右にシフトする。 ５）最右端のレジスタの値を乱数として出力する。 ６）各レジスタの値を手順３）で決定された非線形変換
に従ってフィードバック変換し、最左端のレジスタの値
とする。 ７）以下、手順４）〜６）を繰り返すが、出力される乱
数の数がその乱数列の解析に必要な乱数の数より大きく
なる前に、自乗剰余乱数発生回路２１は、次のパラメー
タとして用いる乱数の一部または全部を算出し、非線形
変換回路４１に出力して非線形変換方式を変更する。
【００３６】この手順において、手順５）で出力される
値の全て又は一部が、本実施例によって発生される乱数
となる。具体的な非線形変換回路４１の構成としては、
公知の非線形関数の入出力の対応を記憶させたＲＯＭを
用いたり、前述の「現代暗号理論」第74,75 頁に示され
るように、ＤＥＳを用いることによっても実現できる。
値の全て又は一部が、本実施例によって発生される乱数
となる。具体的な非線形変換回路４１の構成としては、
公知の非線形関数の入出力の対応を記憶させたＲＯＭを
用いたり、前述の「現代暗号理論」第74,75 頁に示され
るように、ＤＥＳを用いることによっても実現できる。
【００３７】［実施例４］実施例１〜３では、本実施例
をわかりやすく説明するために、方式ＡとしてＬＦＳＲ
方式，非線形フィードバックシフトレジスタ方式、また
はＤＥＳを例として用いたが、方式Ａとしては、安全性
が保証されていなくても、高速な暗号化処理（または乱
数発生）が実現できる方式であればよい。よって、ＦＥ
ＡＬ等のＦｅｉｓｔｅｌ暗号に属する方式であってもよ
い。
をわかりやすく説明するために、方式ＡとしてＬＦＳＲ
方式，非線形フィードバックシフトレジスタ方式、また
はＤＥＳを例として用いたが、方式Ａとしては、安全性
が保証されていなくても、高速な暗号化処理（または乱
数発生）が実現できる方式であればよい。よって、ＦＥ
ＡＬ等のＦｅｉｓｔｅｌ暗号に属する方式であってもよ
い。
【００３８】また、方式Ｂとして自乗剰余乱数方式を用
いたが、方式Ｂとしては、前述のＲＳＡ乱数や離散対数
乱数のように、因数分解や離散対数問題等によってその
安全性が保証されている他の方式であってもよい。
いたが、方式Ｂとしては、前述のＲＳＡ乱数や離散対数
乱数のように、因数分解や離散対数問題等によってその
安全性が保証されている他の方式であってもよい。
【００３９】また、方式Ａの回路では、方式Ｂからの乱
数を、パラメータとしてそのまま用いる必要はなく、Ｒ
ＯＭ等を介して変換したり、拡大転置等により出力ビッ
ト数を変化させてもよい。
数を、パラメータとしてそのまま用いる必要はなく、Ｒ
ＯＭ等を介して変換したり、拡大転置等により出力ビッ
ト数を変化させてもよい。
【００４０】また、以上の実施例の本質は、安全性の保
証されない方式Ａの暗号鍵を、鍵配送などにより新たに
共有し直すことなしに、安全性の保証された方式Ｂによ
って連続的または間欠的に制御することにある。特に方
式Ａの解析に必要な暗号文（または乱数系列）の数がわ
かっている場合、方式Ａがその解析に必要な数の暗号文
（または乱数系列）を出力する前に方式Ａの変換方式ま
たは暗号鍵を方式Ｂによって変更することにある。ただ
しこの場合、方式Ａ及び方式Ｂを実現する回路は各々１
つである必要はなく、同方式に属する１つ以上の回路を
組み合わせた方式であってもよい。その組み合わせは種
々のものが考えられるが、その一例を図５の(a),(b) に
示す。
証されない方式Ａの暗号鍵を、鍵配送などにより新たに
共有し直すことなしに、安全性の保証された方式Ｂによ
って連続的または間欠的に制御することにある。特に方
式Ａの解析に必要な暗号文（または乱数系列）の数がわ
かっている場合、方式Ａがその解析に必要な数の暗号文
（または乱数系列）を出力する前に方式Ａの変換方式ま
たは暗号鍵を方式Ｂによって変更することにある。ただ
しこの場合、方式Ａ及び方式Ｂを実現する回路は各々１
つである必要はなく、同方式に属する１つ以上の回路を
組み合わせた方式であってもよい。その組み合わせは種
々のものが考えられるが、その一例を図５の(a),(b) に
示す。
【００４１】図５において、(a) は、自乗剰余乱数によ
ってＬＦＳＲ１の変換方式を制御し、ＬＦＳＲ１からの
乱数によってＬＦＳＲ２の変換方式を制御している。こ
れはＬＦＳＲ２の処理が自乗剰余乱数発生回路２１の処
理に比べて非常に高速である場合、ＬＦＳＲ１によって
自乗剰余乱数発生回路２１の出力を拡張し、高速化して
いると考えられる。この場合、ＬＦＳＲ１とＬＦＳＲ２
を合わせて方式Ａの乱数発生回路と考えることもできる
し、実施例２から、自乗剰余乱数とＬＦＳＲの組み合わ
せはその安全性が保証されるので、自乗剰余乱数発生回
路２１とＬＦＳＲ１を合わせて方式Ｂの回路とも考えら
れる。
ってＬＦＳＲ１の変換方式を制御し、ＬＦＳＲ１からの
乱数によってＬＦＳＲ２の変換方式を制御している。こ
れはＬＦＳＲ２の処理が自乗剰余乱数発生回路２１の処
理に比べて非常に高速である場合、ＬＦＳＲ１によって
自乗剰余乱数発生回路２１の出力を拡張し、高速化して
いると考えられる。この場合、ＬＦＳＲ１とＬＦＳＲ２
を合わせて方式Ａの乱数発生回路と考えることもできる
し、実施例２から、自乗剰余乱数とＬＦＳＲの組み合わ
せはその安全性が保証されるので、自乗剰余乱数発生回
路２１とＬＦＳＲ１を合わせて方式Ｂの回路とも考えら
れる。
【００４２】また、図５の(b) は、いずれも方式Ｂに属
する自乗剰余乱数発生回路２１と、ＲＳＡ乱数発生回路
５４とから発生する、２つの異なる乱数によって、ＦＥ
ＡＬ暗号回路５３の暗号鍵を制御している。この場合、
ＦＥＡＬの暗号鍵は、乱数１，乱数２の和や積であって
もよいし、乱数１，２を交互に用いてもよく、種々の場
合が考えられる。
する自乗剰余乱数発生回路２１と、ＲＳＡ乱数発生回路
５４とから発生する、２つの異なる乱数によって、ＦＥ
ＡＬ暗号回路５３の暗号鍵を制御している。この場合、
ＦＥＡＬの暗号鍵は、乱数１，乱数２の和や積であって
もよいし、乱数１，２を交互に用いてもよく、種々の場
合が考えられる。
【００４３】［実施例５］これまで述べたように、上記
の暗号化方式（または乱数発生方式）によって生成され
た暗号出力（または乱数系列）は解析に対して強く高速
であるので、この暗号化方式（または乱数発生方式）を
通信に用いることにより解析に対して強く高速処理が可
能な暗号通信が実現できる。以下、上述の実施例による
暗号化方式を用いた場合の暗号通信ネットワークの実施
例を示す。
の暗号化方式（または乱数発生方式）によって生成され
た暗号出力（または乱数系列）は解析に対して強く高速
であるので、この暗号化方式（または乱数発生方式）を
通信に用いることにより解析に対して強く高速処理が可
能な暗号通信が実現できる。以下、上述の実施例による
暗号化方式を用いた場合の暗号通信ネットワークの実施
例を示す。
【００４４】図６は、ネットワークの加入者間で、固有
かつ秘密の暗号鍵を共有している共通鍵暗号通信ネット
ワークを示し、Ａ，Ｂ，Ｃ，…，Ｎはそのネットワーク
の加入者，ＫAB，ＫAC，…はそれぞれ加入者Ａ−Ｂ間で
共有している暗号鍵，加入者Ａ−Ｃ間で共有している暗
号鍵，…を示している。
かつ秘密の暗号鍵を共有している共通鍵暗号通信ネット
ワークを示し、Ａ，Ｂ，Ｃ，…，Ｎはそのネットワーク
の加入者，ＫAB，ＫAC，…はそれぞれ加入者Ａ−Ｂ間で
共有している暗号鍵，加入者Ａ−Ｃ間で共有している暗
号鍵，…を示している。
【００４５】図７は、上述の実施例における方式Ａの暗
号化回路１２と、方式Ｂの乱数発生回路１１とを用いた
暗号化・復号装置を含む、本実施例の通信装置の構成を
示したブロック図である。
号化回路１２と、方式Ｂの乱数発生回路１１とを用いた
暗号化・復号装置を含む、本実施例の通信装置の構成を
示したブロック図である。
【００４６】図８は、図６，７で示された暗号通信シス
テムにおける加入者Ａ，Ｂ間の秘匿通信の様子を示して
いる。
テムにおける加入者Ａ，Ｂ間の秘匿通信の様子を示して
いる。
【００４７】加入者Ａから加入者Ｂへの暗号通信は以下
の手順で行う。ただし、以下において最初はｉ＝１とす
る。 １）通信の送信者Ａは、受信者Ｂと共有している秘密の
鍵ＫABの全て又は一部を、方式Ｂの乱数発生回路１１の
初期値として設定し、ｉ番目の乱数系列Ｋを発生させ
る。 ２）送信者Ａは、発生した乱数系列Ｋを方式Ａの暗号鍵
として用い、通信文を暗号化して、その暗号文を受信者
Ｂに送信する。 ３）通信の受信者Ｂは、送信者Ａと共有している秘密の
鍵ＫABの全て又は一部を、同様に方式Ｂの乱数発生回路
１１の初期値として設定し、送信者Ａが発生したのと同
じ乱数系列Ｋを発生させる。 ４）受信者Ｂは送信者Ａと同様に発生した乱数系列Ｋを
方式Ａの暗号鍵として用い、暗号文を復号する。 ５）送信者Ａは受信者Ｂに送信する暗号文の数が方式Ａ
を解析するのに必要な数を越えるまでに、方式Ｂの乱数
発生回路１１によって、ｉ＝ｉ＋１番目の乱数系列を発
生させ、Ｋとする。 ６）以下、手順２）〜５）を繰り返す。
の手順で行う。ただし、以下において最初はｉ＝１とす
る。 １）通信の送信者Ａは、受信者Ｂと共有している秘密の
鍵ＫABの全て又は一部を、方式Ｂの乱数発生回路１１の
初期値として設定し、ｉ番目の乱数系列Ｋを発生させ
る。 ２）送信者Ａは、発生した乱数系列Ｋを方式Ａの暗号鍵
として用い、通信文を暗号化して、その暗号文を受信者
Ｂに送信する。 ３）通信の受信者Ｂは、送信者Ａと共有している秘密の
鍵ＫABの全て又は一部を、同様に方式Ｂの乱数発生回路
１１の初期値として設定し、送信者Ａが発生したのと同
じ乱数系列Ｋを発生させる。 ４）受信者Ｂは送信者Ａと同様に発生した乱数系列Ｋを
方式Ａの暗号鍵として用い、暗号文を復号する。 ５）送信者Ａは受信者Ｂに送信する暗号文の数が方式Ａ
を解析するのに必要な数を越えるまでに、方式Ｂの乱数
発生回路１１によって、ｉ＝ｉ＋１番目の乱数系列を発
生させ、Ｋとする。 ６）以下、手順２）〜５）を繰り返す。
【００４８】この手順に従えば、正規の受信者Ｂだけ
が、その秘密の鍵ＫABを知っているので、受け取った暗
号文を本来の通信文に復号でき、それ以外の加入者(C〜
N)は、その暗号化をする際に用いられた秘密の鍵を知ら
ないので、その内容を知ることができない。このことに
より秘匿通信が実現される。
が、その秘密の鍵ＫABを知っているので、受け取った暗
号文を本来の通信文に復号でき、それ以外の加入者(C〜
N)は、その暗号化をする際に用いられた秘密の鍵を知ら
ないので、その内容を知ることができない。このことに
より秘匿通信が実現される。
【００４９】［実施例６］また、図６のようにあらかじ
め暗号鍵が配布されているのではなく、暗号通信を行う
に先立って、送・受信者間での暗号鍵の配送などによ
り、暗号鍵を共有する形態のネットワークにおいても、
同じ手順で暗号通信を実現することができる。この場
合、一度鍵の配送を行えば、方式Ｂによって暗号鍵の安
全な更新が行われるので、暗号鍵を度々配送によって更
新していく必要がない。
め暗号鍵が配布されているのではなく、暗号通信を行う
に先立って、送・受信者間での暗号鍵の配送などによ
り、暗号鍵を共有する形態のネットワークにおいても、
同じ手順で暗号通信を実現することができる。この場
合、一度鍵の配送を行えば、方式Ｂによって暗号鍵の安
全な更新が行われるので、暗号鍵を度々配送によって更
新していく必要がない。
【００５０】［実施例７］実施例５に示した暗号通信ネ
ットワークでは、通信文の送信者と受信者の間で、固有
かつ秘密の鍵を共有しているので、暗号文を受け取り、
意味をなす通信文に復号できるということは、通信文が
その鍵のもう一人の所有者から送信されたことを受信者
に保証している。そのため、実施例５に示した秘匿通信
システムでは、通信の発信者及び着信者の認証も行うこ
とができる。
ットワークでは、通信文の送信者と受信者の間で、固有
かつ秘密の鍵を共有しているので、暗号文を受け取り、
意味をなす通信文に復号できるということは、通信文が
その鍵のもう一人の所有者から送信されたことを受信者
に保証している。そのため、実施例５に示した秘匿通信
システムでは、通信の発信者及び着信者の認証も行うこ
とができる。
【００５１】［実施例８］実施例５，７のようにあらか
じめ暗号鍵が配布されているのではなく、暗号通信を行
うに先立って、送・受信者間で暗号鍵を共有する必要が
ある形態のネットワークにおいて、盗聴の可能性のある
通信路を介した場合でも安全に暗号鍵を共有できる方式
として、Diffie-Hellmanの方式(W.Diffie and M.E.Hell
man "New Directions in cryptography",IEEE,IT,vol.I
T-22,No.6,1976) がよく知られている。その際に用いる
乱数として、上述の実施例により発生した乱数を用いる
ことができる。
じめ暗号鍵が配布されているのではなく、暗号通信を行
うに先立って、送・受信者間で暗号鍵を共有する必要が
ある形態のネットワークにおいて、盗聴の可能性のある
通信路を介した場合でも安全に暗号鍵を共有できる方式
として、Diffie-Hellmanの方式(W.Diffie and M.E.Hell
man "New Directions in cryptography",IEEE,IT,vol.I
T-22,No.6,1976) がよく知られている。その際に用いる
乱数として、上述の実施例により発生した乱数を用いる
ことができる。
【００５２】その場合に用いる乱数は、送信者と着信者
で同じものを持つ必要はないため、方式Ａ，Ｂの乱数発
生手段に設定する初期値は、任意の値を用いれば良い。
で同じものを持つ必要はないため、方式Ａ，Ｂの乱数発
生手段に設定する初期値は、任意の値を用いれば良い。
【００５３】
【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
一定数の出力系列から解析可能な方式（方式Ａ）により
出力される出力の数が、その解析に必要な数より大きく
なる前、或いは等しくなる付近で、方式Ａのパラメータ
を、出力系列から解析困難な方式（方式Ｂ）により出力
される乱数に基づいて変更するので、方式Ａの解析に必
要な数の出力を集めることが困難になり、方式Ａの安全
性が高められるという効果がある。
一定数の出力系列から解析可能な方式（方式Ａ）により
出力される出力の数が、その解析に必要な数より大きく
なる前、或いは等しくなる付近で、方式Ａのパラメータ
を、出力系列から解析困難な方式（方式Ｂ）により出力
される乱数に基づいて変更するので、方式Ａの解析に必
要な数の出力を集めることが困難になり、方式Ａの安全
性が高められるという効果がある。
【００５４】この場合、方式Ａから出力される出力の数
が方式Ａの解析に必要な数より大きくなるまでに、方式
Ｂによる乱数の出力が行なわれれば良いため、方式Ｂの
乱数発生は高速に行えなくてもよい。しかし、最終出力
は方式Ａからの出力であるので、高速な暗号化処理が可
能である。
が方式Ａの解析に必要な数より大きくなるまでに、方式
Ｂによる乱数の出力が行なわれれば良いため、方式Ｂの
乱数発生は高速に行えなくてもよい。しかし、最終出力
は方式Ａからの出力であるので、高速な暗号化処理が可
能である。
【００５５】また、安全性については、前述したように
方式Ａの解析に必要な数の出力を集めることを困難にし
ているが、今後の研究により方式Ａを解析するのに必要
な出力の数が減少し方式Ａの解析が可能になったとして
も、解析できるのは方式Ａに入力される方式Ｂからの乱
数であり、この乱数から方式Ｂの暗号鍵を解析すること
は計算量的に困難である。従って、本発明による暗号化
の安全性は方式Ｂの安全性と同様の高い安全性が保証さ
れる。
方式Ａの解析に必要な数の出力を集めることを困難にし
ているが、今後の研究により方式Ａを解析するのに必要
な出力の数が減少し方式Ａの解析が可能になったとして
も、解析できるのは方式Ａに入力される方式Ｂからの乱
数であり、この乱数から方式Ｂの暗号鍵を解析すること
は計算量的に困難である。従って、本発明による暗号化
の安全性は方式Ｂの安全性と同様の高い安全性が保証さ
れる。
【００５６】また、この暗号化を暗号通信に用いれば、
高速かつ安全性の高い暗号通信が実現されるという効果
がある。
高速かつ安全性の高い暗号通信が実現されるという効果
がある。
【図１】本発明に係る暗号化装置及び乱数発生装置の実
施例の基本構成図である。
施例の基本構成図である。
【図２】方式ＡとしてＤＥＳ、方式Ｂとして自乗剰余乱
数方式を用いた場合の暗号化装置を示す図である。
数方式を用いた場合の暗号化装置を示す図である。
【図３】方式ＡとしてＬＦＳＲ、方式Ｂとして自乗剰余
乱数方式を用いた場合の乱数発生回路を示す図である。
乱数方式を用いた場合の乱数発生回路を示す図である。
【図４】方式Ａとして非線形フィードバックレジスタ方
式、方式Ｂとして自乗剰余乱数方式を用いた場合の乱数
発生回路を示す図である。
式、方式Ｂとして自乗剰余乱数方式を用いた場合の乱数
発生回路を示す図である。
【図５】２つの異なるＬＦＳＲを用いた場合の乱数発生
回路及び２つの異なる乱数発生方式を用いた場合の暗号
化装置を示す図である。
回路及び２つの異なる乱数発生方式を用いた場合の暗号
化装置を示す図である。
【図６】共通鍵暗号通信ネットワークを説明する図であ
る。
る。
【図７】暗号装置及び復号装置を含む通信装置の構成を
示すブロック図である。
示すブロック図である。
【図８】秘匿通信を行う通信システムを説明する図であ
る。
る。
１１ 方式Ｂの乱数発生回路 １２ 方式Ａの暗号化回路 １３ 方式Ａの乱数発生回路 ２１ 自乗剰余乱数発生回路 ２２ ＤＥＳ暗号回路 ３１ シフトレジスタ ３２ 線形変換回路 ４１ 非線形変換回路 ５１，５２ 線形フィードバックシフトレジスタ ５３ ＦＥＡＬ暗号回路 ５４ ＲＳＡ乱数発生回路 ７１ 通信装置
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.6 識別記号 庁内整理番号 ＦＩ 技術表示箇所 Ｇ０６Ｆ 9/06 ５５０ Ｂ 9367−5Ｂ 17/00 Ｇ０９Ｃ 1/00 8837−5Ｌ
Claims (13)
- 【請求項１】 送信者と受信者が共有する暗号鍵を初期
値として、出力系列から該系列を解析する困難さが計算
量的に保証された乱数系列を順次発生させる乱数発生手
段と、 所定のパラメータに基づいて、前記乱数発生手段による
乱数系列の順次発生より高速に、通信データを暗号化し
て順次出力する暗号化手段とを有し、前記乱数発生手段
から順次発生される乱数に基づいて、前記パラメータを
順次更新することを特徴とする暗号化装置。 - 【請求項２】 前記暗号化手段より出力される暗号系列
は、一定数以上の出力系列に基づいて解析可能であり、
該一定数に基づいて、前記パラメータの更新を実行する
ことを特徴とする請求項１に記載の暗号化装置。 - 【請求項３】 前記暗号化手段が、一定数以上の出力系
列から該系列を解析可能な乱数系列を発生する第２の乱
数発生手段を用いることを特徴とする請求項１に記載の
暗号化装置。 - 【請求項４】 前記暗号化手段を複数用いることを特徴
とする請求項１に記載の暗号化装置。 - 【請求項５】 前記乱数発生手段を複数用いることを特
徴とする請求項１に記載の暗号化装置。 - 【請求項６】 前記暗号化手段の暗号として、Feistel
暗号を用いることを特徴とする請求項１に記載の暗号化
装置。 - 【請求項７】 前記暗号化手段がフィードバックシフト
レジスタを用いることを特徴とする請求項１に記載の暗
号化装置。 - 【請求項８】 前記乱数発生手段として、自乗剰余演算
を実行し、該演算結果の下位数ビットを出力する手段を
用いることを特徴とする請求項１に記載の暗号化装置。 - 【請求項９】 前記乱数発生手段として、ＲＳＡ乱数を
生成する手段を用いることを特徴とする請求項１に記載
の暗号化装置。 - 【請求項１０】 前記乱数発生手段として、離散対数乱
数を生成する手段を用いることを特徴とする請求項１に
記載の暗号化装置。 - 【請求項１１】 前記乱数発生手段として、逆数乱数を
生成する手段を用いることを特徴とする請求項１に記載
の暗号化装置。 - 【請求項１２】 送信者と受信者が共有する暗号鍵を初
期値として、出力系列から該系列を解析する困難さが計
算量的に保証された乱数系列を順次発生させる第１の乱
数発生手段と、 所定のパラメータに基づいて、前記第１の乱数発生手段
による乱数系列の順次発生より高速に、通信文を暗号化
して暗号文を順次出力する暗号化手段とを送信装置に備
え、 前記暗号鍵を初期値として、前記第１の乱数発生手段と
同一の乱数系列を発生する第２の乱数発生手段と、 前記所定のパラメータに基づいて、前記暗号化手段の逆
演算により、暗号文を復号して通信文を順次出力する復
号手段とを受信装置に備え、 前記第１の乱数発生手段から順次発生される乱数に基づ
いて、前記暗号化手段に対する前記パラメータを順次更
新し、前記第２の乱数発生手段から順次発生される乱数
に基づいて、前記復号手段に対する前記パラメータを順
次更新することを特徴とする通信システム。 - 【請求項１３】 送信側で、 送信者と受信者が共有する暗号鍵を初期値として、出力
系列から該系列を解析する困難さが計算量的に保証され
た乱数系列を順次発生し、 順次発生される前記乱数系列に基づいて更新されるパラ
メータに基づいて、前記乱数系列の順次発生より高速
に、通信文を暗号化して暗号文を順次受信側に送信し、 該受信側で、 前記暗号鍵を初期値として、前記乱数系列と同一の乱数
系列を順次発生させ、 該同一の乱数系列に基づいて更新されるパラメータに基
づいて、前記暗号化の逆演算により、暗号文を復号して
通信文を順次出力することを特徴とする通信方法。
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|---|---|---|---|
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| EP94305221A EP0635956B1 (en) | 1993-07-20 | 1994-07-15 | Encryption apparatus, communication system using the same and method therefor |
| CA002128115A CA2128115C (en) | 1993-07-20 | 1994-07-15 | Encryption apparatus, communication system using the same and method therefor |
| AT94305221T ATE252796T1 (de) | 1993-07-20 | 1994-07-15 | Verfahren und kommunikationssystem unter verwendung einer verschlüsselungseinrichtung |
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| JP17924193A JP3658004B2 (ja) | 1993-07-20 | 1993-07-20 | 通信システム |
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|---|---|---|---|---|
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| JP2006211728A (ja) * | 2006-04-28 | 2006-08-10 | Sony Corp | 暗号化データ処理装置及び暗号化データ処理方法 |
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| JP2009288339A (ja) * | 2008-05-27 | 2009-12-10 | Kddi Corp | ストリーム暗号の暗号化装置、復号化装置、ｍａｃ生成装置、ストリーム暗号の暗号化方法、復号化方法、ｍａｃ生成方法およびプログラム |
| JP2017511900A (ja) * | 2014-03-11 | 2017-04-27 | クアルコム，インコーポレイテッド | ラウンド削減型暗号を採用するｘｔｓ暗号化システムとともに使用するための動的暗号化鍵 |
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1993
- 1993-07-20 JP JP17924193A patent/JP3658004B2/ja not_active Expired - Fee Related
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