JPH08512183A - 疑似乱数を用いる伝送メッセージの暗号確認方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 自動車のドアロック受信機モジュール（３０）と複数のキーチェンフォブ送信ユニット（１６）は、確認ナンバー，シークレット初期値，およびシークレットフィードバックマスクを含み、フォブのスイッチを閉じることによって登録されたコマンドを示す指定されたフォブからの暗号化されたメッセージを確認する。シークレット初期値と連結されかつ暗号化された真のランダムナンバーによって、各フォブはリニアフィードバックシフトレジスタ又は他の作用を介して受信モジュールと同期化される。第２のシークレット初期値は暗号化され、かつコマンドビットは低オーダビット位置内で排他論理和をとられ、２つの暗号化されたナンバーは連結され、かつフォブＩＤとして送信されるキーワードを形成するために暗号化される。同期は真の乱数とそれに連結されたシークレット初期値を含むもので、最新に伝送された同期コマンドのコピーを避けるために、真の乱数は前もって受信され乱数と比較される。連続的なロック関連の指令は、真の乱数から暗号化されたナンバーと、スタート値としての第２のシークレット初期値を使用するとともに、暗号化繰り返しの疑似乱数を使用する。応答の間の１／２秒遅延によってゲインアクセスが軽減される。確認されたパニックアラームコマンドは、乗物のヘッドライトと警笛を動作させるが、同期は変えない。

Description

【発明の詳細な説明】 疑似乱数を用いる伝送メッセージの暗号確認方法 技術分野 この発明は、フォブからの伝送に応答して、自動車のドア又はトランクのロッ クを解除する自動車のキーチェーンフォブのようなタイプの、乱数的かつ暗号的 に符号化された伝送に関する。 背景技術 伝送を受信時に確認するために、符号化伝送技術は、安価にして便利であると ともに、技術的な生存度（安全性）の基準に含まれていなければならない。価格 と便利さの基準は相当な程度（例えば多数ビットの２進数）の多項式を符号化す るのに困難である。更に、暗号処理は、ユーザ（使用者）が受信できるためには 、１秒以下でなされなければならない。価格と重量の制限で、システムにおいて 使用されるマイクロプロセッサ又は他の信号処理装置の大きさが制限される。 そのようなシステムの例が、ヒル（Ｈｉｌｌ）とフィン（Ｆｉｎｎ）の共有で ある米国特許第５，１９１，６１０号に開示されている。そのシステムは、送信 機の場合と同じように受信機において、同じ種類の数と所定のフィードバックマ スクを有するリニアフィードバックシフトレジスタ乱数発生器を用いる。リニア フィードバックシフトレジスタ乱数発生器の繰り返し数は受信機と送信機の双方 において計数され、指令が送られる各時間毎にさらに繰り返しがあ る。受信機は１つの伝送を確認するものではなく（送信機は受信機からの大きな 距離で不注意に作動されるので）、受信機は受信した伝送にマッチする適正な数 の繰り返しの取り上げを許可される。送信機は、受信機を送信機疑似乱数に再同 期させるための新しい電流疑似乱数を再生させるために遂行すべき種子からの繰 り返しがどれ位であるかを受信機に通知する。 前述したシステムは、受信機と送信機が配線されているか又は工場で２進のフ ィードバックマスクとして負荷されるとともに対として売られていることを、必 要とする。それは、販売権を持つ人員とのかかわり合いが無ければ、送信機を現 存の受信機に適合させることは出来ず、安全性を損ねることになる。ヒルとフィ ン特許の疑似乱数発生器は暗号文にしたメッセージについて１つの繰り返しを用 いる。これは、時間を節約するが、連続するサンプル間のあるレベルの相関関係 になり、サンプルがランダムでなくなる。他の疑似乱数適用において、前述した システムの速度面での利点は有用であるが、固有の相関関係については有用でな い。無限の乱数を使用するものを除いて、そのようなシステムは、修正された信 号の連続又は粗暴な、かつ確認ワード（コード又はキー）として可能な数ごとに 行うあますところのない試みのどちらによっても妥協できる。 乗物を解錠するのに使用される符号化されたキーパッドは固有の安全性を持っ ている。キーを押すことにより符号化する言葉は、見えないようにしゃ蔽するこ とが出来、かつ視界線を越えて決定することは出来ない。さらに、コードを複製 するための試みにおいて、キーパッドに入るじゃま物の危険性がある（もちろん 、自動車が例 えば私的または他の空きガレージに駐車されていなければ）。かくして、キーパ ッドは解析によって違反するものでもなく、かつ試行によって違反されるべきも のでもない。 反対に、遠隔送信を使用するロックシステムは、他の乗物において転送の監視 ができるので、安全性が法外に危ぶまれることになる。従って、例えば予約され た駐車場（高価な車を含む）において、所定の車への多くの送信を、記録するこ とができるとともに、例えば空港のように長時間車を残しておくような駐車敷地 において、莫大な量の乱数を送信することによって、安全システム（又は一度に いくつかのシステムでも）の侵害を試みる機会を与えることになる。 送信機が現存の受信機に新たに割り当てられても、送信機自体（すなわち、車 自体の中で）を通して送信機にアクセスすることが公認された時に動作を制限す ることなくして、新しいフォブを許可するには充分でない。従って、伝統的なキ ー等によって車にアクセスすることは新たに割り当てられた送信機を現存の受信 機にマッチングさせることの安全性を確約できる。送信機と受信機間の同期損失 の場合、受信機を送信機によって供給される特殊な疑似乱数に同期させることは 、二、三の送信、および前の送信への同期に基づく不正な安全性の侵害に対して 非常に容易にするとともに、解析に基づいて好結果となると期待される数を使用 する。再同期コードの単なる困惑は好結果の再同期と困惑機能解析結果によって 妥協できる。危険であるのは、単一の車が破壊されることではなく、優れた能力 が発展しその後に多数の同じタイプの自動車の安全性を侵害するために使用され ることである。 発明の開示 本発明の目的は、解析によって侵害を極めて困難とし、送信された信号の解析 によって安全性の数値試行侵害のために必要とされる数の量を減らすことにおけ る基本的な助けを必要とせず、かつ数値試行侵害が禁止的な長時間を最小に必要 とし、乗物の粗暴な力の数値試行を基本的に安全にし、かつ乗物に対して基本的 に有用である、改良された遠隔操作システムを提供することである。本発明の他 の目的は最小の相関関係をもった急速な疑似乱数発生を含む。 この発明は、リニアフィードバックシフトレジスタ疑似乱数のガロイス操作に 非直線性を導入することによって、コードを、数値解析からの助けによって侵害 を非常に難しくすることができるという我々の観察について述べたものである。 さらに発明は、確認についての時間的束縛が数値試行を基本的に無用にすること について述べている。発明は、公知のエクスクルーシブＯＲ動作の反転特性につ いての一部とリニアフィードバックシフトレジスタ動作を含んでいる暗文化のよ うな暗文化の反転についての一部について述べられている。 本発明によれば、リニアフィードバックシフトレジスタ疑似乱数発生動作のよ うな暗号文化は、一対の連鎖され独立して発生した数からなるワードについて実 行され、その数自体が暗号化される（例えば疑似乱数）とともに、例えば逆の疑 似乱数のような解読である受信モジュールに送信された結果は暗号確認用の連鎖 した数を再生する。さらに、本発明によれば、暗号化と暗号解読は基本的には送 信機だけにしかないシークレットマスクで行われる。さらに本発明によれば、例 えば、暗号確認に用いられる疑似乱数のような暗号化された数は、少なくとも一 部にエクスクルーシブＯＲの指令ビットを含んでいる。本発明によれば、指令伝 送の確認に用いられる数は、例えばリニアフィードバックシフトレジスタ疑似乱 数発生動作の如き、反復の暗号化処理によって発生され、確認に対する繰り返し の数、疑似乱数に応答して変わる変数を持っている。さらに本発明によれば、一 対の疑似乱数は例えばリニアフィードバックシフトレジスタ疑似乱数発生動作に よって反復して暗号化され、連続する各暗号化における反復した異なる数を使用 し、それらの数の繰り返し数の順序はそれらの他の繰り返しの数の順序とは異な っており、前記繰り返し数は各ワードに関連するそれぞれの異なる疑似乱数にも とづいている。 本発明によれば、複数の送信機は、シークレットナンバー（例えば初期値と、 フィードバックレジスタ暗号化用のフィードバックマスク）によって単一の受信 機を使用可能であり、各送信機は基本的に同一にして、この送信機はいかなる受 信機においても複製され、受信機は、各受信された送信が初期値と指定された受 信機のマスクを使用する、ことによって容認される。 本発明によれば、所定の受信機に関連する送信機の初期シークレット値とフィ ードバックマスクは送信機のシークレットナンバーを受信機にダウンロードする ことによって蓄えられ（例えば消去可能なリードオンリーメモリに）、これによ って受信機に応答する送信機ファミリに送信機を追加することが出来る。このこ とはディーラ によって行うことが出来るけれども、それは必要なく、それを可能にする正確な ナンバーについての人間の知識をも必要とせず、それ故に不正なアクセスの可能 性もほぼ低減される。さらに、本発明によれば、確認ナンバーは、各送信機のシ ークレットナンバーに関連しており、確認の前に送信をプレスクリーン（ｐｒｅ ｓｃｒｅｅｎ）し、それにより同じ委任されていない送信機からの迷惑な操作を 低減するとともに、多数の確認行為のために必要な時間が削減される。 本発明によれば、各ワードを受け取ると、遠隔操作システム受信機を約１／２ 秒又はそれ以上の間他の送信機に対して不応答にし、それにより多くの数的な試 行を通しての安全性の侵害を禁止する。 本発明によれば、遠隔送信機から受信機モジュールまでの送信の暗号確認は暗 号化を含み（例えばリニアフィードバックシフトレジスタ暗号確認操作による） 、本質的に各送信機に共通であるシークレットフィードバックマスクを使用し、 関連する送信機に応答する受信機においてのみ繰り返される。 本発明の任意の繰り返しは連続的に発生される疑似乱数間の相関関係を減少さ せる。遠隔操作システムにおける前述した特性の協同使用によって、システムは 解析によって侵害を非常に難しくしている。そして１／２秒遅延の使用によって 、例えば１ヶ月以上を必要とするための膨大な数の試験によって侵害される３９ ビット暗号化されたキーワードの５０％を統計上可能にする。 本発明は自動車のロックシステム以外のリモートシステムにおいても使用可能 である。 本発明の他の目的、特長および利点は、添付図面に示されている ような代表的な実施例の詳細な説明によってより明らかになる。 図面の簡単な説明 第１図は本発明による送信機の様式化され簡略化された概略ブロック図である 。 第２図は本発明による受信機の様式化され簡略化された概略ブロック図である 。 第３図は本発明による送信機の暗号化ルーチンのロジックフロー図である。 第４図は本発明において使用可能であるスイッチしゃ断サブルーチンのロジッ クフロー図である。 第５図は本発明による受信機解読ルーチンの第１の部分のロジックフロー図で ある。 第６図は本発明による解読ルーチンのパニックコマンド又は再同期コマンドの ロジックフロー図である。 第７図は本発明による解読ルーチンの正常なコマンド確認部分のロジックフロ ー図である。 第８図および第９図は疑似ランダム繰り返し用の他のルーチンのロジックフロ ー図である。 発明を実施するための最良な形態 本発明の一実施例は、シークレット暗号化自動車のドアとトランクロックおよ びアンロック機構における使用である。ある仕事例えばロック指令（ドアのロッ ク又はアンロック、トランクの開放）、 パニック状態において自動車に関するライトと警笛又は他の警報を行うため、又 は暗号の同期、自動車における送信機と受信機との間の再同期を行うための指令 を行うことは、キーチェーンフォブ又は第１図に示すハンドヘルド（携帯）送信 機ユニットに配設された複数のボタン１２〜１５の制御のもとにある。スイッチ １２〜１５は触覚又はスイッチ式であり、ＰＲＯＭ１９，ＲＡＭ２０およびＲＯ Ｍ２１に関連するマイクロプロセッサ１７に供給する。ＰＲＯＭ１９は一度だけ プログラム可能であり、技術分野で良く知られているように、１セットの入力／ 出力関係を持っている。代表的には、製造に関して各フォブ１６は１６ビットの 確認ナンバーを確立するためのＰＲＯＭを有する。確認ナンバーは、以下に詳述 するように、秘密情報として保護されることもなく、暗号化されたメッセージか らの２つのシークレット初期（種子）値でなく、かつ３つのシークレットフード バックマスク（暗号化プロセスにおけるフィードバック排他的論理和用の適正な 多項式を規定するための）は、以下に述べられているようにシフトレジスタとコ マンドの変化値を含んでいる。マイクロプロセッサ１７のプログラムはＲＯＭ２ １に包含されている。これは電力消費を非常に低くすることが出来るとともに、 適正なバッテリ２４を約５年間持続させることが出来た。マイクロプロセッサ１ ７は６４ビット指令要求ワード２５を組成し、そのワード２５は適正な送信機２ ７（例えばＲＦ又は赤外線）にライン２６を通して供給され、ディジタルビット 又はその他の例えば１０メートル以上でない適正な距離で、送信機２７は指令要 求を直列に送出する。 フォブ１６は、その有用な寿命の前に、４つのフォブまでのセットを形成する ために３つ以上のフォブ（ここの例では）に沿う特殊な自動車に関連し、そのい ずれかの一つは、自動車又は他の固定された容器内の関連した受信機モジュール ３０に関するロック又はパニック警報操作ができる。自動車における受信機モジ ュール３０は受信機３１を含み、この受信機３１は直列ビットを受け、これらの 直列ビットをライン３２を通してマイクロプロセッサ３３に印加する。ここで６ ４ビットワードは６４ビットワード３８において複製される。マイクロプロセッ サ３３はバッテリシステム３９から電力が供給される。マイクロプロセッサ３３ はそれに関連する電気的に消去可能なＰＲＯＭ４０，ＲＡＭ４１およびＲＯＭ４ ２を持っている。各フォブは、取り替えることができ、いつでもモジュール３０ に適合される。６４ビットワード２５（第１図）は、各フォブのＩＤ，シークレ ット初期値とマスクによって、公式化され、ダウンロード信号はある方法で工場 の社員によってライン４９に供給される。受信機３０が同時に改ざんされなけれ ば安全を脅かすことがないので、これはジャンパーによって又は他の適当な方法 において遂行され、後述するように避けることが出来る。ダウンロードの間に受 信機モジュール３０に送られる６４ビットワード２５はダウンロード動作を示す １ビットを含んでいる。６４ビットワード３８（第２図）におけるダウンビット の存在によって、自動車受信機３０がダウンロード状態にされていること（例え ばジャンパー５１又は他の安全測定によって供給されるライン５０のダウンロー ドを発生させることが出来る。ダウンロードが適正に示されると、ＰＲＯＭ １９からのフォブＩＤと２つの初期値は電気的に消去可能なＰＲＯＭ４０に蓄え られる。それから、初期値と同じビット長の２つのシークレットフィードバック マスクは同様な方法でＩＤが送られる。最後に、２つの初期値の濃度と同じ長さ であるフィードバックマスクが、ＰＲＯＭ１９から自動車の受信機３０のＥＥ ＰＲＯＭ４０に送られる。同様な手法で、３つの他のフォブ（この例で）の初期 値，フィードバックマスクおよびＩＤが、有効なダウンロードの間に、自動車の 受信機３０に送られる。 ワード２５は、第１図における、特別の６４ビットレジスタ内にある。しかし ながら、直列に伝送されるワードである出力部分を保持するために用いられるア ドレスにおけるワード２５は実際にはＲＡＭ２０の種々な部分に現れる。同様に して、マイクロプロセッサ１７内の全ての見かけ上のハードウェアは処理との関 係を示しているにすぎない。それは第１図に示されているように実施できること を示す。ハードウェアによって再収集するハードウェアによって遂行される。 マイクロプロセッサ３３は、第１図に関して上述したように、ハードウェア又 はソフトウェアのどちらでも良いような機能と処理を持っている。 第１図に関する説明はハードウェア形式での説明であり、本発明におけるソフ トウェアによる実施については第３〜７図に関して後述する。 受信機モジュール３０は、自動車のロック４３に接続されているとともに、同 様にして自動車の警笛とライト４４又は他の警報装置 に接続されている。 フォブがロック又は警報に使用される前に、同期が起こらなければならない。 ここで、これは、後述するように、システムの寿命の間に異なる時間で用いられ るので、再同期として言及されている。この点で処理が、２０ビットリニアフィ ードバックシフトレジスタ（ＬＦＳＲ）５３に位置するフォブ１６と１９ビット ＬＦＳＲ５４および対応するフィードバックエクスルーシブＯＲ５５，５６の入 力で有効であるＬＦＳＲ５３，５４用の２つのシークレット初期（種子）値で始 まるのを満足させる。 初期同期（初期再同期指令）は、完全なビット−ワイズコンボルューションを 供給するために、シフトレジスタ５４の１９繰り返しとシフトレジスタ５４の少 なくとも１９の繰り返しを含んでいる。プログラミングを容易にするために、両 方のレジスタは、初期（ここで仮定されている）の間に、２０繰り返しを含んで いる。各サイクルにおいて、高オーダビットはライン６１，６２によって低オー ダビットに伝送され、かつシフトレジスタ５３，５４内の次の高オーダビットを 形成するために、フィードバックマスクにおけるビットによって同一化される（ 確認される）シフトレジスタ５３，５４のこれらのビットを有するエクスクルー シブＯＲである。このことは、ニューメリカルレシープス版、フランナリ、テウ コリスキーとベータリング、ケンブリッジ大学出版、ケンブリッジＭＡ（１９８ ６）で述べられているように、最大長の疑似乱数を発生させる処理において、リ ニアシフトレジスタの周知の機能である。２^N−１回の繰り返しの後にのみ繰り 返される級数Ｎを有する最長コードを供 給するために、フィードバックマスクは適正な多項式を繰り返さなければならな い。 このことは、ミッチェルとレベスキュー、ションウイレーとサンズ、ニューヨ ーク、ＮＹ（１９８５）によるディジタル通信用エラー修正技術の１０８−１０ ９頁と、ペテルソンとウェルドン ＭＩＴ出版、ケンブリッジＭＡ（１９８７） の目録Ｃにおいてより充分に述べられている。 ここでの実施例では、リニアフィードバックシフトレジスタが用いられ、場合 によっては後述するような繰り返しの疑似乱数をシフトすることによりノンリニ アフィードバックシフトレジスタに変更される。しかしながら、他の周知の疑似 乱数発生技術は、例えば適合した疑似乱数発生器又は非直線性の適合した疑似乱 数を使用することが可能である（これらはコンピュータプログラミング技術、第 ２巻／半数アルゴリズム、版２、ナス、アディソン ウエルスレイ、ＭＡ（１９ ８１）の第３章）においてより充分に述べられており、又は逆の適合した疑似乱 数発生器（ニーデ、レイタ、ＳＩＡＭ、首都版、モンテプリア、ＶＴ（１９９２ ）；又は集法のＩ／Ｐ₁電力、不連続指数、ニーティングマップ、シフトレジス タ、又は小区画式の自動的な疑似乱数発生器（Ｊ．Ｃ．ラガリアス、暗号と通信 の数理論、ポメリア版、４２巻、Ｐｒｏｃ．ＳＩＭＡ（１９９０）の暗号と数理 論）において述べられている。 一般に、疑似乱数発生器は可逆であることを必要としない。可逆発生器は、現 在の疑似乱数と発生処理の完全な知識が与えられるものであり、前出の疑似乱数 は決定可能である。例えば、リニアフィ ードバックシフトレジスタ疑似乱数発生器は可逆性のものである。 システムが本来的に同期化されかつレジスタを操作準備する方法については後 述されている（一般の操作は最初に理解すべきでないので）。 通常の場合においては、すべてのことが確立されかつシステムが正常に動作し ている時に、ロック、アンロック又はトランク開放指令はボタン１２−１５の一 つを押すことによって供給されると仮定する。これにより、マイクロプロセッサ １７は、始動（ｗａｋｅ ｕｐ）され、１サイクルの動作を行う。動作のサイク ルにおいて、ＲＡＭ２０はシフトレジスタ５３，５４において前に残していた（ ｌｅｆｔ）値を供給し、ＲＯＭ１９はシフトレジスタ５５，５６用のマスクを供 給する。それから、例えばシフトレジスタ５３，５４の１又はそれ以上のビット の状態の如き、ある疑似によって、各シフトレジスタは、クロックゲート６４の クロック６５への作用（効果）によるリニアフィードバックレジスタの１つ又は ２つの繰り返し若しくは２つ又は３つの繰り返しが与えられる。これは本発明の 第１の特長であり、ビットの数に等しい倍数（それは解読での２５６試行を許す ための非常に多くのサイクルを行う）がシフトされる代わりに、シフトレジスタ は初期化の後に２，３の繰り返しを行うにすぎない。これはフィードバックビッ トの少ないスクランブルを提するので、ＬＦＳＲを各々異なった、種々の繰り返 し変数とすることによって、連続するサイクルにおいて、疑似ランダム法に符号 化が可能であることを数学的に確認することの困難性が増す。 シフトレジスタ５３の繰り返しによって供給される疑似乱数は ２０ライン６８のトランクに渡って３９ビットシフトレジスタ６９に供給される 。シフトレジスタ６９は、シフトフィードバック繰り返しの各サイクルの前に新 しい数がロードされるのを除いて、ＬＦＳＲと同じ方法で、フィードバック７０ に関連する。この意味において、それから、シフトレジスタ６９とフィードバッ クは、サイクリック代理機能コード発生器として動作する。３９ビットシフトレ ジスタ６９への他の入力はゲート７４からの１９ライン７３のトランクであり、 ゲート７４はライン７５のトランクの１９ビットＬＦＳＲ５４の低オーダ５ビッ トを指令レジスタ７７からの５ライン７６のトランク上の５ビットでエクスクル ーシブＯＲにするとコマンドレジスタ７７はスイッチ１２−１５（又は、別々の 方法においてあるビットが使用されるならば少ないコマンド）のいずれかの操作 から解読された３２コマンドまで簡単に登録する。 かくして、各サイクルにおいて、それらの１つの低オーダビットにおいてコマ ンドエクスクルーシブ６Ｒを持っているＬＦＳＲの出力は３９ビットシフトレジ スタ６９に供給される。それから、シフトレジスタ６９はエクスクルーシブＯＲ プロセッサ７０を介してＬＦＳＲ型フィードバックの３９繰り返しを受ける。そ のＬＦＳＲ型フィードバックはＰＲＯＭ１９によって供給されたシークレットフ ィードバックマスクを使用する。これは、シフトレジスタ５３，５４からの２つ のワードのフルビット・ワイズ・コンボルューションを供給し、暗号化に必要な ものである。 シフトレジスタを使用することは、例えばヒル（Ｈｉｌｌ）とフィン（Ｆｉｎ ｎ）の特許の２つの発生器の実施例のような従来技術 のシステムにおいて用いられている。３９繰り返しが完成すると、その結果は、 もし適切であれば、ＰＲＯＭ４９，ダウンロードおよび例えば、ライン８１上の コマンドレジスタ７７から供給された１６フォブＩＤビットパニック／再同期ビ ットのようなコマンドフラグに沿って、６４ビットワード２５に対する３９ライ ン８０のトランクに供給され解読されたキーワードである。確認の通常の場合、 ダウンロードとパニック／再同期の双方とも０である。それから、これらのビッ トの全体６４ビットワード２５用のクライン８４のトランクについての７ビット エラー修正コード成分を生成するために、エラー修正符号化回路８３によって５ ７ライン８２のトランクについて監視される。代表的には単エラー修正、多重エ ラー検出コード（例えばハミングコード）が使用される。発明の示された実施例 では、キーワードへの入力を符号化するためのサイクリック代理機能としてリニ アフィードバックレジスタが使用される。しかしながら、周知の解読技術を使用 できる。例えば、マクエリス（ＭｃＥｌｉｅｃｅ）エラー修正コード暗号化，Ｒ ＳＡ暗号システム，別の累乗暗号システム，リニア又はノンリニア全長又は切断 され適合（調和）した暗号システム，又はＤＥＳ暗号システムがある。（ＩＥＥ Ｅ出版、ニューヨークＮＹ（１９９２）のシーメンス版における同時暗号文：情 報保全の科学の第１０章に充分に述べられているように）。 ６４ビットワードが充分に組み立てられると、それは直列に（ビットごとに） 又は他の方法で転送される、周知の技巧によって、６４ビットワード３８にする ために送信機２７を通して受信機３０に転送される。ワード３８の全てのビット は５７ラインのトランク と７ライン９１を介してエラー修正および検出プロセス９２に印加される。シン グルビットエラーが起これば、ライン９３（適正なものとして）上の信号は、エ ラー状態にあるビットを修正する。多重エラーが検出されると、処理は全体的に ボイドされ、受信機モジュール３０は単に１／２秒無駄時間になり、以下に詳述 されているように、使用されているコードをクラックするための試みの速度が落 とされる。多重ビットエラーが発生してかつ発見されなければ、暗号確認処理は ほとんど確実に失敗する。他方、エラー修正コードが６４ビットワード３８にエ ラーがないことを示すと、第１のＯＫ信号が信号線９４に供給される。 ６４ビットワード３８にエラーガないと信じられるとき、１６ビットのノンシ ークレット確認ワードが、受信モジュール３０にロードされているフォブにマッ チしているかどうかを決めることが正当である。悪いフォブからのコマンドが暗 号的に受け入れ可能であるという可能性が少なくなり、確認（適合）に至るべき 受信機モジュールにおける符号化ワードを反復する時間量を減少させる。 しかしながら、この実施例においては、フォブがグループとして自動車に割り 当てられるこのことについて制限がなく、特定の自動車に割り当てられた２つの フォブが同じＩＤナンバーを持っていることはおおよそ１１，０００に１つであ ると推測される。本発明の特徴とするところは、ＩＤにマッチングしている１つ のフォブが確認されなければ、受信機モジュール３０は、同じＩＤナンバーに指 定された他のフォブが有るかどうかを確認することである。 ６４ビットワード３８における１６ビットＩＤは１６ライン９７ を介して１６ビット比較回路９８に供給され、他の入力は１６ライン９７上のＩ Ｄレジスタ１００によって供給され、それはＥＥＲＯＭ４０における４つの異な った位置を表す。実際にメッセージが４つのフォブのうちの１つから来れば、第 ２のＯＫ信号がライン１０１に現れ、かつメッセージが送られたフォブの確認ナ ンバーは、解読処理を確認するときに、選択されたフォブとそのフォブに対して 予め生成している２つのＬＦＳＲ値に対するシークレットマスクを使用するため に、ライン１０２上のＲＡＭ４１に供給される。本発明によればＬＦＳＲ値は受 信機モジュール３０によって受けられた各コマンド用の１つのみ、２つ又は３つ の繰り返しでもって構築されるので、前述のＬＦＳＲ値はむしろ初期シークレッ ト値として用いられる。 この段階で、正常な解読処理が始められる。３９ビット解読キーワードは、逆 の処理で繰り返されることを除いて、構造と機能のどちらにおいても、フォブに おける３９ビットシフトレジスタ３９と同一である。逆の処理は、受信された３ ９ビットがいかにして獲得されたかを考慮することによって、一度に１ビットで あることを理解できる。シフトレジスタ６９とエクスクルーシブＯＫ回路７０間 の最後の繰り返しにおいて、高オーダビット（第１図で左端ビット）が１であっ たならば、次の順番のビットが反復の終わりであるかを決めるために、シークレ ットマスクによる３９ビットシフトレジスタにおける各ビットの所定オーダの各 ビットに対して供給される（シークレットマスクによる排他論理和が）。 すなわち、９番目のビット（例として０又は１）はエクスクルー シブＯＲによって反転されなければ、１０番目のビットになる。エクスクルーシ ブＯＲによって反転されるためには、シークレットマス９番目は１であるべきで あり、繰り返しのスタートでほとんど重要なビットは、循環して少なくとも重要 なステージに進む。 ほとんどの重要なビットが０で、シークレットマスクにおける対応するビット が１のどちらかであれば、９番目のビットは単に１０段階に進む。ほとんどの重 要なビットであったものは重要性のないビットとなるので、重要性のないビット は排他論理和が起こったかどうかを決める。 シフトレジスタ１０８におけるビットが１であれば、それは、このフォブにダ ウンロードされていた同じシークレットマスクを持つスクルーシブＯＲに印加さ れる。繰り返しの始めでの最低オーダビットが１である時はいつでも、シークレ ットマスクにおける対応するビットが、あるいかなるビット（例えば９番目のビ ット）に対して、そのビットは１から０又は０から１に反転される。しかしシー クレットマスクに対応するビットがなければ、問題におけるビットは、反転され ることなく、簡単に、次の低いオーダのステージ（この例では、ビット１０がビ ット９になる）に進む。また、重要性のないビット（第２図の右端）が０であれ ば、ビットはシフトレジスタ１０８においてあるステージから次のステージに進 むので、反転されるビットはない。これを行うことによって、同じ倍数（ここの 例では３９反復）、３９ビットシフトレジスタ３９のオリジナルワードは再構築 される。３９ビットシフトレジスタ３９の動作は、エラー検出と訂正用に用いら れるサイクリック代理機能コード（ＣＲ Ｃ）発生器に非常ににている。３９ビットシフトレジスタにおける処理は、各サ イクルの反復の前にシフトレジスタが全ての新しいスターティングワードを受け ることを除いて、ＬＦＳＲにおける動作と同じである。ＣＲＣについて、ガロイ ス計算および疑似乱数バイナリー数については、エラー制御コードの理論と実施 （ブラハウト、アディソン ウェリ、パブ カンパニイ、ＭＡ（１９８４））、 エラー修正コード入間（シューリン、プレティクル ホール、エングレウッド、 クリフ、ＮＪ（１９７０）、およびディジタル通信のエラー制御技述（ミカエル リンとレベスキュー、ジョーンウイレイとサンズ、ニューヨーク、ＮＹ（１９８ ５））に開示されている。 解読において、処理部は逆であり、その部分は適合している３９ビット暗号化 されたワードコードは３９の逆反復によって逆にされ、その結果はＬＦＳＲから の同一の結果であるものと比較される。対応するエクスクルーシブＯＲで使用さ れロードされ（ＲＡＭ４１から）、かつ前もって蓄積された２０ビットＬＦＳＲ 値は１９ビットＬＦＳＲ１６に負荷される。一方、以前に蓄積された２０ビット ＬＦＳＲ値は２０ビットＬＦＳＲ１５に負荷される。各ＬＦＳＲのビットに依存 して、ＬＦＳＲは１又は２度シフトされ（前述のように排他論理和の有る無しに よって）、ＬＦＳＲ１１５において、又は２度か３度（ＬＦＳＲ１１６において 、一対の対応する同じ方法でクロック１１８の印加を制御する。２０ビットＬＦ ＳＲ１１５のそのようにして生じたビットは、２０ライン２５のトランクを介し てシフトレジスタ１０８から供給された２０ビットと比較するために、２０ライ ン１１３を介して比較回路１２４に供給される。１９ ビットＬＦＳＲで発生した高オーダビットは、１４ライン１２８のトランクに設 けられた９ビットシフトレジスタの１４ビットと比較するために、１４ライン１ ２７のトランクによって比較回路１２７に供給される。２０ビットと１４ビット の双方のワードを正しく比較すると、ライン１２９と受信機モジュール３０上の ２つの信号確認によってフォブによるコマンドを受信して応答できる。５ビット 指令が１９ビットＬＦＳＲ５４からの低オーダ５ビット位置と排他論理がとられ ると、これらのビットを回復するための唯一の方法は１９ビットＬＦＳＲ１１６ からの低オーダ５ビット位置と３９ビット位置と３９ビットシフトレジスタで再 構築されたワードの５ビット位置の排他論理和をとるべきである。それ故に、１ ９ビットＬＦＳＲ１１６によって発生した低オーダ５ビット位置は５ライン１３ ０のトランクを介して５ビットエクスクルーシブＯＲ１３１に供給され、そのよ うな対向する入力はライン１３２上の３９ビットシフトレジスタ１０８からの低 オーダ５ビット位置からなる。５ライン１３７上のエクスクルーシブＯＲの結果 はコマンドレジスタに格納されているコマンドからなる。ライン１３９のトラン ク上でロック４３に供給された代表的なコマンドは、ドア開、ドアロックおよび トランク開放によって構成される。 ライン１４０の信号によって示された他のコマンドはパニックコマンドによっ て構成され、このパニックコマンドは、ドライバーがフォブに近づくにつれて、 車の警笛とライト４４（又は他の警報）を発しておどす。 ＬＦＳＲ１１５，１１６の出力を３９ビットシフトレジスタ １０８の対応する３４ビットに適合させる第１の試みが失敗であると、ＬＦＳＲ １１５，１１６は再びサイクルされる。各サイクルにおいて、ＬＦＳＲ１１５， １１６は、そのゲート１１７の制御として用いられるランダムビットに従って１ 度又は２度シフトされかつＬＦＳＲ１１６は、そのクロックゲート１１７を制御 するために用いられるランダムビットによって二又は三度シフトされる。このこ とは、サイクルにおいて捕えさせ、従って繰り返しにおいてフォブ１６における ＬＳＦＲ５３，５４の状況を捕えさせる。 フォブのボタン１２−１５のうちの１つが押されると、フォブは１サイクルを 行い、シフトレジスタの５３，５４は１つ又は２つ、又は２つ又は３つの繰り返 しを経験する。ボタン１２−１５を押すと、単にハンドバックにに押し入れるこ とによって、子供達はフォブと遊ぶことができる。各フォブは自身の発生された ナンバーを保持するとともに、受信機モジュール３０はフォブのＬＦＳＲの発生 されたナンバーを保持するので、各フォブは、スイッチ１２−１５を押した場合 を除いて、受信機モジュールを追跡することが出来る。 受信機モジュールがスイッチ１２−１５に応答しない時はいつでも、受信機モ ジュールは応答せず、ＬＦＳＲ１１５，１１６の内容は３９ビットシフトレジス タ１０８の対応するビットと比較されない。本発明によれば、受信機３０は、フ ォブを捕えるために、さらなるサイクルとからなる１つ又は２つの繰り返しを行 うことが出来る。この目的のために、８ビットカウンタ１４３は受信機モジュー ル３０に２５６サイクルも繰り返すことによって問題とするフォブを自動的に捕 えさせる。正常な場合には、２，３サイクルでフォブ を捕える。しかし、受信機モジュールがスーツケースはハンドバックにおけるス イッチ１２−１５の１つを押すことが出来るように、２５６サイクル以上であれ ば、ＬＦＳＲ１１５，１１６は３９ビットシフトレジスタ１０８を捕えない。受 信機モジュール３０は入力信号に不応答であり、その入力信号は前の信号の確認 を試みることであり、捕えるための２５６の試行は１／２秒又はそれ以下のみで 漏らす。かくして、確認はアンロックボタンを繰り返し押すことによって妨げら れない。結局、オペレータは受信機モジュールが同期（暗号同期）外れであるこ とを理解するとともに、一度に２つのボタン（例えばロックとアンロック）を押 し、又はＲＡＭデータを崩壊させるバッテリーパワーのロス（死又は変化）に従 って再始動するとともに、受信機モジュール３０とフォブ１６間の暗号再同期を 行うためのコマンドとしてのフォブにおいて認識する。 コマンド発生器７７（第１図）における同期（再動機コマンド、後述する）の 認識されたコマンドは、ライン８１上にパニック／再同期ビットを発生させる。 本発明による再同期処理は、始めることに戻ること、すなわちシークレット初期 値を使用することに戻ることとこれらの全てを始めること、を含んでいる。前述 したように、再同期コマンドはユニットを初期化するために使用され、これらが 同期外れのときは、それらはある意味で新しいときと同じに初期化される。その 目的のために、ライン８１のパニック／再同期ビットは、２つの初期シークレッ ト値をＰＲＯＭ１９からＬＦＳＲ５３，５４までロードさせるとともに、２つの 初期シークレットフィードバックマスクをエクスクルーシブＯＲに有効なものに させ、かつ ３９ビットシークレットマスクをエクスクルーシブＯＲに有効なものにさせる。 ライン１４５上のパニック／再同期コマンドは、ＬＦＳＲ５３，５４に２０回繰 り返させる。完全なビットワイズ回施を確実なものとするために、マスクが何で あるかに拘わらず、ワードのビットの数だけ繰り返し使用することによって最大 のフィードバックに完全なビットワイズを確実なものとすることが目的である。 しかしながら、この場合、正常状態からつの変化が生じる。すなわち、第３図で 後述するように、シフトレジスタ５３の８つの低オーダビット位置が、ボタン１ ２−１５に押圧に関連する方法のクロック６５に応答する８ビットカウンタ１４ ５からの８ライン１４６のトランク上の真のランダムナンバーを持っていること である。コンピュータクロッキング周波数（５００ＫＨｚ又はそれ以上）でのラ ンダムナンバーよりも充分に人がボタンを注意深く押すのは困難であるので、継 続的な再同期処理における場合と同じような正確さであるこの数は極めて小さい 。フィードバックシフティングの２０回の繰り返しの後、カウンタ１４５からの これらによって構成されるＬＦＳＲ５３の低オーダ８ビット位置によって、２０ ビットＬＦＳＲ５３と１９ビットＬＦＳＲ５４の出力は３９ビットシフトレジス タ６９に供給される。６４ビットワード２５における暗号化されたワードを生み 出すために、前述したタイプの３９フィードバックシフティング繰り返しを行う 。フォブ用の１６ビットＩＤは、パニック又は同期要求を示すパニック／同期ビ ット（前述した）に沿って、ワード２５に供給され、エラー修正コードは前述の ように計算されとともにコードビットはワード２５に加えられる。２０繰り返し の 後、２０ビットＬＦＳＲと１９ビットＬＦＳＲは確認伝送において用いられるべ き疑似ランダムスターティングワードに起因する。 受信機モジュール３０においては、第１のステップは正常なコマンドにおける 場合と同じである。エラー訂正は可能であれば行われ、ワードが正しければ第１ のＯＫ信号がライン９４に現れる。それから、４つの可能なＩＤはワード３８に おいて入力ＩＤと比較され、適合であれば第２のＯＫ信号がライン１０１に現れ 、４つのライン上の信号がどのフォブが働かされているとともに２つのシークレ ット初期値と３つのシークレットフィードバックマスクが使用されるべきである かをＥＥ ＰＲＯＭ ４０に告げる。適正なシークレット初期値と３つのフィー ドバックマスクはＬＦＳＲ１１５，１１６とエクスクルーシブＯＲ１１３，１１ ４および１０９にロードされる。３９ビットシフトレジスタ１０８の内容は、前 述したように、３９ビットシフトレジスタ６９におけるワードを回復させるため に、逆の繰り返しによって再構築される。しかしながら、２０ビットＬＦＳＲの 出力は、そこに置かれたシークレット初期値のみの２０シフト繰り返しに反映せ ず、シークレット初期値と高オーダビットと８ランダム低オーダビットの２０繰 り返しを表すので、３９ビットシフトレジスタ１０８の高オーダビットの比較を 受信機モジュール３０において行うことが出来ない。その代わりに、３９ビット シフトレジスタが回復されるのと同じ方法で、２０ビットＬＦＳＲ値は回復され なければならない。すなわち、少ない重要性のビットを持つエクスクルーシブＯ Ｒマスクを使用する、逆リニアフィードバックシフトレジスタの動作は、２０ビ ットエクスクルーシブＯＲと の関連において、２０ビットＬＦＳＲ１５１で成し遂げられる。これはアンスク ランブルナンバーを修復し、アンスクランブルナンバーにおけるＬＦＳＲ１５１ の１２高オーダビット位置は２０ビットＬＦＳＲ１５１における１２高オーダビ ット位置と同じでなければならず、かつ２０ビットＬＦＳＲ１５１における低オ ーダ８ビット位置はあるランダムナンバー（カウント１４５によって生じた）で ある。 再同期処理における次のステップはＬＦＳＲ１５１における再構築されたワー ドの高オーダ１２ビット位置を２０ビット１１５のシークレット初期値の１２ビ ットと比較することである。かくして、ライン１６０のトランク上の１２ビット はライン１６１のトランク上の１２ビットと比較される。それは初期シークレッ ト値に応じて生成される。そして、ライン１２７のトランク上の１４ビットはラ イン１２８のトランク上の１４ビットと比較され、１９ビット１１６がそのシー クレット初期値に応答して２０繰り返しを通して通過しており、それは１９ビッ トＬＦＳＲ５４における結果にマッチすべきであるので、これらは比較されなけ ればならず、１４高オーダビット位置は、ライン１２８のトランクに応答する３ ９ビットシフトレジスタ１０８の１４ビットにおいて再構築されている。両方の １２ビットと１４ビットの比較がうまく行けば、６４ビットワード３８からのラ イン１５０に供給されたパニック／再同期ビットがパニックコマンド又は同期コ マンドによって起こされたかどうかを決定する。同期又はパニックコマンドが送 られれば、同期又はパニックコマンドは、他のコマンドについて前述したように 、１９ビ ットシフトレジスタ５４の５つの低オーダビットに排他論理和される。それ故に 、コマンドはエクスクルーシブＯＲによって抽出されるとともにライン１３７の トランクを介してコマンドレジスタ１３８に供給される。パニックコマンドを実 行することは乗物の安全性を侵害するものではないので、それは欠陥コマンドと して使用され、同期コマンドがライン１４０上になければ、ライン１５０上のパ ニック／再同期コマンドはパニックコマンドと見なされ、必要ならばデコードさ れなくても、この点まで、パニックコマンドと再同期コマンドは同じものである 。 再同期処理における次のステップは、２０ビットシフトレジスタ５１に低オー ダービット位置における３８ビットランダムナンバーを、再同期の間に受けられ た最後の４つの以前の低オーダ８ビットランダムナンバーと比較することである 。本発明においては、ランダムナンバーは、再同期動作中に受けられた最後の４ つの８ビットランダムナンバーのトラックを維持する。第１の入力，第１の出力 （ＦＩＦＯ）はスタック１５５からの８ライン１５４のトランクに応答する比較 回路１２４の８ビットと比較される。再同期中に、比較回路１２４の８つの中央 ビットが第１の入力，第１の出力スタック１５５におけるワードを比較すると、 操作は不正であり、受信機モジュール３０は、次のコマンド（後述するように） 再作成し、マッチしたワードスタックの先頭とＦＩＦＯにおける残りのワードに なる前に１／２秒間に調整される。一方、ライン１５３のトランク上の８ビット ワードがスタック１５３におけるいずれのビットとも比較しなければ、比較は成 功でありかつ操作を行うことができ、さ らに、連続する再同期操作中に連続するランダム８ビットワードと比較するため に、８ライン１５３のトランクの８ビットワードはライン１５４のトランクを介 してＦＩＦＯスタック１５５に印加される。そのような場合に、新しいワードは ＦＩＦＯになり、最も古いワードはＦＩＦＯから脱落する。 ８ビットランダムワードのマッチがないと仮定すると、再同期操作が完了する 。再同期が指令されると、前述のように、１２高オーダビットと１４ビットの比 較とＦＩＦＯとの無比較の後、シフトレジスタ５３，５４，１１５および１１６ において確立された値は、次の正常なコマンドサイクルを確認のために使用する のにそのまま残される。 パニックコマンドは、同期コマンドに関して述べたように、コマンドレジスタ １３８がライン１４０にコマンド信号を発生すればライトとホーン４４（又は他 の警報）が操作されることを除いて、同じであり、全てのＬＦＳＲ５３，５４， １１５，１１６が送信と受信の前に直ちに設定されることが修正される。パニッ クコマンドはロック，アンロックおよびトランク開放指令とは異なる動作を行い 、フォブと受信機モジュール間の誤再同期でもってしても、応答がある。パニッ クコマンドの場合には、シークレット初期値を持っての始動により、確認は第１ の試行について成功であるということが確認される。それ故に、フォブ（第１図 ）におけるパニックコマンドは、むしろＲＡＭ２０における繰り返しによってデ ータが蓄積されたというよりも、ＬＦＳＲをＲＡＭ１９における初期値でもって ロードされるべきものにするとともに、パニック／同期処理はパニッ クコマンドを実行するための確認があるということを確実にする。 前述の説明はあたかもハードウェアであるようになされており、本発明はもち ろんその説明に沿うハードウェアを実施することが出来る。しかしながら、本発 明は適正にプログラムされたマイクロプロセッサで実施できるものであり、それ が最も適正であると考えられる。後述するフローチャートにおいては、模範的な ソフトウェアルーチンは本発明の処理の例示であって、いかなる与えられた実施 例におけるプログラムの個々のステップの必要性はない。 フォブにおける暗号化処理は第３図に示されている。フォブはマイクロプロセ ッサによって構成され、このプロセッサはクロックが止まる停止モードを持って おり、出来ることは外部のインタラプトに応答して再び開始することである。そ のようなプロセッサではバッテリパワーを印加するとプログラムはエントリ点１ ７０に至り、プロセッサはテスト１７１で直ちに停止する。ここで、唯一の機能 はテスト１７２を実行し、ボタン１２−１５のいずれかが押されたかどうかを決 めることである。ボタンが押されなければ、ループ１７１，１７２で低パワー停 止モードを持つ。キーが押されると直ちに、テスト１１２の肯定的な結果はステ ップ１７３に至り、ＲＡＭ２０のスイッチワードは押されたスイッチの１つとＯ Ｒ演算される。一般的に、２つのスイッチは２，３のコンピュータクロック内で は互いに押すことは出来ず、第１のスイッチは検出される。後述するように、第 ２のスイッチが約１／２秒から１秒内に押されると、第１のものは対として取り 扱われ、第２のものが正（ロック又はアンロック）しければ、再同期コマンドが 宣言される。スイッ チインタラプトは、正常なコマンドサイクルの間だけ選択的にエネーブルであり 、再同期の第２のスイッチを検出できる。 第３図において、ステップ１７３ではスイッチを断としかつランダムカウンタ を起動することが出来る。それから、デコードコマンドサブルーチン１７９で、 テスト１８０を行い、テスト１８０ではコマンドがパニックか再同機かを決める 。もしそうであれば、１８０の結果が肯定的（正）であれば、一連のステップ１ ８１に進み、バッファにおいてレジスタ１８１の内容がセーブされ、ライン１８ １上のパニック／再同期（Ｐ／Ｒ）ビットは「１」に設定され、ここで「シフト レジスタ」と言っているワーキングレジスタは、その低オーダ８ビット位置にお けるランダムカウンタと、２０ビットＬＦＳＲ用の１２ビットシークレット初期 値に等しい高オーダビット位置によってセットされるとともに、ＳＲに関連する マスクはＰＲＯＭ１９からの２０ビットシークレットフィードバックマスクと等 しくセットされ、かつサイクルカウンタＣは２０繰り返しにセットされる。それ から、ビットワイズリニアフィードバックシフトレジスタ繰り返しルーチン１８ ２は実施され、各ビットは、反転の有無とシークレットマスク又は低オーダビッ ト位置に１があるかどうかによって、次の高オーダ位置にシフトされる。もしそ うでなければ、別の繰り返しがサブルーチン１８２によって行われ、Ｃカウンタ は再び決定される。２０回の繰り返しの後に、テスト１８４の結果が正であれば 、ステップ１８５に至り、ＲＡＭ２０における２０ビットシフトレジスタの格納 位置がワーキングレジスタの内容と等しくなるようにセットされる。ステップと テスト１８２− １８５はＬＦＳＲサイクル１８６からなる。 それから、１９ビットシフトレジスタ５４が一連のステップ１９０において準 備され、シフトレジスタの内容はＰＲＯＭ１９における１９ビットシークレット 初期値に等しくセットされ、シフトレジスタに関連するマスクはＰＲＯＭ１９に 等しくセットされるとともに、Ｃカウンタは１９にセットされる。ＬＦＳＲサイ クルサブルーチン１９１（サブルーチン１８６と同様に）が実行される。それか ら、３９ビットシフトレジスタ６９は一連のステップ１９２におけるＬＦＳＲサ イクル用に準備される。詳細には、５低オーダビット位置は１９ビットシフトレ ジスタ５４の５低ステージを持ったコマンドの排他論理和であり、１９ビットシ フトレジスタ５４の高１４ビットは３９ビットシフトレジスタに直接配置され、 かつ最高オーダ２０ビット位置は２０ビットシフトレジスタの２０ビット位置と 等しくなるようにセットされる。マスクは３９ビットシフトレジスタ用のシーク レットフィードバックマスクと等しくなるようにセットされるとともにＣカウン タは３９にセットされる。それから、ＬＦＳＲサイクルサブルーチン１９３が実 行され、その結果は、スクラッチパッドメモリ２０において実施される３９ビッ トシフトレジスタに返還される。ルーチン１９４においては、ＰＲＯＭ１９から のフォブＩＤの１６ビット，３９ビットシフトレジスタにおける３９暗号化され たビット，Ｐ／Ｒビットおよびダウンロードビットは、全て伝送され、エラー修 正コードビット用の計算が行われる。それがパニック又は同期であるかどうかは ５つのコマンドビットの状態によって決められる。同期が行われると、２０ビッ トシフトレ ジスタと１９ビットシフトレジスタの新しい値は、送信の将来の確認用として用 いられるべき疑似ランダムスターティングワードとして保持される。しかし、こ れがパニックコマンドであれば、新しい値は、１度だけ、同期応答を確実にする ために用いられるだけであり、テスト１９５では２０ビットと１９ビットシフト レジスタの前の値をステップ１９６においてバッファから返還させる。 正常なコマンド与えられると、テスト１８０の結果が否定的（否）であれば、 ステップ１８０からステップ１８１に進み、ワーキングシフトレジスタは、前の 全ての繰り返しによって発生された疑似乱数を有利なものとするために、ＲＡＭ ２０における２０ビットシフトレジスタに等しくなるようにセットされる。シフ トレジスタ用のマスクは、ＰＲＯＭ１９からの２０ビットシフトレジスタシーク レットマスクと等しくなるようにセットされ、１セットのランダムビット（第１ 図のゲート６４と同様に、いくらの繰り返しがなされるべきかを決める）は、ラ ンダムビットが、２０ビットシフトレジスタ用の繰り返し制御するのに用いられ るべきか選択されていることと同じにセットされる。このことは、例えば、２０ ビットシフトレジスタの３番目と９番目のビットであるが、一般の場合、決定的 に計算可能であること以外である。それから、一対のテスト２００においてどの ランダムビットであるかを決め、双方が１であれば、ステップ２０１でＣカウン タを１にセットし、双方が０であればテスト２０２でＣカウンタを２にセットす る。しかしそれらが異なれば、ステップ２０１ａでＣカウンタを３にセットする 。それから、いずれかが１繰り返し、２繰り返し又は３繰り返しであれば、ＬＦ ＳＲ サイクルサブルーチン２０３が実行される。本発明のこの特徴は、例えばヒル（ Ｈｉｌｌ）特許におけるような従来技術のシフテムにおいても使用できる。次に 、同じ種類の動作が１９ビットシステムレジスタによって遂行され、一連のステ ップ２０４は、ワーキングシフトレジスタをＲＡＭ２０における１９ビットシフ トレジスタの内容と等しくなるようにセットし、ワーキングシフトレジスタ用の マスクはＰＲＯＭ１９における１９ビットシフトレジスタ用のシークレットフィ ードバックマスクと等しくなるようにセットされるとともに、ランダムビットは １９ビットシフトレジスタ用のランダムとなるように選択されたものに等しくな るようにセットされる。それから、テスト２０５ではランダムビットが１である かないかを決める。もしそれであれば、ステップ２０６でＣカウンタを３にセッ トし、そうでなければステップ２０７でＣカウンタを２にセットする。これによ り、ランダムビットが１又は０であるかどうかの４つの繰り返し（２０１，２０ ６，２０２，２０７）が行われる。しかし、必要ならば、それは他の方法でもセ ットできる。それから、２又は３繰り返しＬＦＳＲサイクルサブルーチン１９１ が実行される。ステップ１９２では３９ビット暗号化されたワードを形成するた めにセットされ、３９繰り返しＬＦＳＲサイクルサブルーチン１９３が３９ビッ ト暗号化ワードを生成させるために実行され、かつサブルーチン１９４では全て のビットが計算されたエラー訂正コードとともに送信される。かくして、暗号化 と送信の正常コマンドとパニック／再同期コマンド間の差はＰ／Ｒビットの設定 ，ランダムカウンタ１４５の使用，シークレット初期値の使用，および１９ビッ ト シフトレジスタ５４の中で排他論理和がとられる特別なコードである。 コマンドワードがサブルーチン１９４によって送信された時、パニックコマン ド，シフトレジスタがバッファから返還されると、プログラムはステップ２０８ における１／２秒待ちに進む。これは、互いに独立である連続的なボタン操作に よっては１／２秒毎に何も起こらないということを確認するためである。コンピ ュータがコマンドインタラプト（ステップ２０８での１／２秒待ち期間の終わり までテスト１７２で）によって励起された時からの時間の間に、スイッチインタ ラプトはスイッチ１２〜１５のうちの１つの第２の押圧の結果として発生してい る。前述のように、このことは、再同期を起こさせるために一度に２つのスイッ チ（例えばロックとアンロック）を押すことである。スイッチインタラプトがエ ネーブルであれば、スイッチ１２−１５の一つを閉にすることにより、エントリ 点２０９を通して第４図のインタラプトサブルーチンに至る。一連のステップ２ １０において、現在のインタラプトを起こした特定のスイッチはＲＡＭ２０内の スイッチワード内でオア論理和をとることによってよみがえされ、かつこれは再 同期要求であるから内部の再同期フラグがセットされる。再同期で使用されるラ ンダムナンバーを供給するためにランダムカウンタは停止され、それから第３図 のプログラムのどの部分も、インタラプトが検出される時、処理中であり、この 戻りは待ちステップ２０８の先頭で又は待ちステップ２０８内の機能ステップの いずれかである。もちろん、待ちステップ２０８がインタラプトされると、それ は、カウントが完了した時 に１／２秒以上になる。 第３図において、待ち時間が経過した後に、テスト２１１において再同期フラ グがセットされているかどうかを決定する。もしそれがセットされていれば、テ スト２１１の結果は正となり、ステップ２１２に至り再同期フラグはリセットさ れ、プログラムはデコード指令サブルーチン１７９に進む。押された第１のスイ ッチが、コンピュータを始動し、ロック又はアンロックのどちらかであり、かつ 第２のスイッチがスイッチインタラプトを生じさせロック又はアンロックであれ ば、デコードコマンドサブルーチンは再同期コマンドを符号化し、前述のような 再同期が行われる。そうでなければ、他の２つのキーシリーズが安全用のロック コマンドに符号化され、又はパニックコマンドは安全には影響を及ぼさないから パニックコマンドに符号化されるか、ステップ２０８で１／２秒待ち期間に反転 される。また本発明の特殊な実施に適したものになる。もちろん、同期コマンド を生じさせる２つのスイッチが同時に押されると、デコードコマンドサブルーチ ンは第４図のものの助けなくしてかつ再同期フラグなくして再同期コマンドを符 号化する。もし、スイッチが、それぞれ、１／２秒間以内に押されると、スイッ チワードはわけのわからないものになるか又は単に再同期指令を繰り返すものに なる。 ステップ２０８で１／２秒間待った後に、再同期フラグがセットされなければ 、テスト２１１の結果は否となり、一対のステップ２１３に進み、スイッチワー ドをすべてゼロにするとともにスイッチインタラプトを不可能にする。それで、 ステップ１７２でコンピ ュータを停止状態から始動させる。コマンドインタラプトとスイッチインタラプ トは同じことすなわち、スイッチの作用に応答することに注意すべきである。 第５図の解読はフォブにおいて用いられているようなタイプのマイクロプロセ ッサにおいて遂行される。バッテリが接続された時、ルーチンは変換点２０４を 通して行われ、プロセッサはステップ２１５で直ちに停止モーダになり、クロッ クはオフであり機能のみが、ステップ２１６で受信機インタラプトに応答する。 自動車におけるプロセッサはリープ２１５，２１６で停止モードに残る。入って 来るメッセージが検出されると、テスト２１６の結果は正となりサブルーチン２ １７に至る。サブルーチン２１７では、フォブから伝送されたワードの全６４ビ ットを受け、固定可能なシングルエラーを固定する。それから、テスト２１８に よってエラー訂正コードが正しいデータを示すかどうかを決める。正しくなけれ ば、テスト２１８の結果は否となり変換点２１９とステップ２２０に進み、プロ グラムは丁度１／２又は１秒だけ待つ。この目的は、ナンバーを繰り返し用いる ことによるコードを破壊しようとするいかなる試みをも防ぐことである。１／２ 秒待ちの後、プロセッサはループ２１５，２１６において停止モードに戻る。 入ってくるワードがＯＫであれば、テスト２１８の結果は正となりステップ２ ２１に至り、ワーキングナンバーｎは４（又は自動車に関連するフォブのナンバ ーと同じ他のナンバー）と等しくなるようにセットされる。それから、サブルー チン２２３は入ってくるＩＤナンバーの全てのビットをフォブ用のＩＤナンバー の全てのビ ットと比較する。もしそれらが等しくなければ、テスト２２４の結果は否となり ステップ２２５に至り、ｎはデクリメントされ、かつ全てのフォブがチェックさ れたか否かを決定する。もしそれらがチェックされていれば、信号が他の自動車 又はある別の委任されない電源から受けられていることを意味する。それ故に、 テスト２１６の結果は正となり失敗と見なされ、待ちステップ２２０は待ち変換 点２１９を通してそこに至る。それでなければ、他のフォブのＩＤはサブルーチ ン２２３においてチェックされる。ＩＤナンバーが１つのフォブにマッチしてい ると、解読に必要なＰＲＯＭとＲＡＭのワードを同一にするために、ステップ２ ２７において他のワーキングナンバーＮはｎに等しくなるようにセットされる。 受けられたワードはフォブＮ以外のフォブに関するが、同じＩＤナンバーを持っ ているので、フォブＮのシフトレジスタは、バッファにおいてセーブされ、一対 のステップ２２８でそれらは確認が失敗であれば返還される。パニック動作が指 令されていれば、シフトレジスタの繰り返しが続くので、パニック指令が行われ た後は、これらが必要である。テスト２９はＰ／Ｒビットが入力ワードに存在し たか否かを判断する。入力ワードにそれが有れば、第６図のパニック再同期解読 ルーチンは変換点２２０に至る。 第６図において、第１のステップ２３２は主ワーキングシフトレジスタ（ＳＲ ）とそのマスクを、選択されたフォブＮ用のＰＲＯＭ４０からの、シークレット 初期値とシークレットフィードバックマスクと等しくなるようにセットし、Ｃカ ウンタは２０繰り返しを生じさせるために２０にセットされる。それから、２０ 繰り返しＬＦ ＳＲサイクルサブルーチン２３３は１９ビットシフトレジスタで遂行される。６ ４ビットワード３８の３９ビット暗号化されたワード部分は直ちにＲＡＭ４１内 の３９ビットシフトレジスタ位置に格納されると仮定される。それから、６４ビ ットワード３８における３９ビット暗号化されたワードとフォブＮ用の３９ビッ トシークレットマスクはシフトレジスタに供給され、そしてＣカウンタはステッ プ２３４で３９繰り返し用にセットされる。ビットワイズリバースＬＦＳＲイテ レーションサブルーチン２３５は実行され、それはマスクに対応するビットが、 暗号化の前にオリジナルワードを再構築するためにシフトレジスタにおける低オ ーダ位置にシフトされる前にフリップされるべきかどうかを決定するために低オ ーダビットのように見える。各繰り返しの後に、Ｃカウンタはステップ２３６に おいて決定され、全ての繰り返しが実行された時、テスト２３７の結果は正にな りステップ２３８に至る。ステップ２３８ではワーキングシフトレジスタの内容 がＲＡＭ４１における３９ビットシフトレジスタに格納される。ステップとテス ト２３５−２３８は逆サイクルサブルーチンによって構成され、その逆サイクル サブルーチンはフォブの３９ビットシフトレジスタにおける連結の初期の暗号化 されない値を回復する。 解読された３９ビットシフトレジスタのビット１９−３８はステップ２４２に おけるワーキングシフトレジスタにロードされ、シフトレジスタのマスクはＥＥ ＲＯＭ ４０からのフォブＮの２０ビットシークレットフィードバックマスク に等しくセットされるとともに、ＬＦＳＲサイクルサブルーチン２４３は結合さ れたワード （初期値プラスランダム）を回復するように行われる。サブルーチン２４４にお いて、３９ビットシフトレジスタビット２７−３８がフォブＮ用の２０ビットシ ークレット初期値と比較される。これは、第２図において、ライン１６０のトラ ンク上の１２高オーダビットをライン１２８上の１４ビットとの比較に相当する 。もしこれらが等しくなければ、解読は成功であり、アクセスは失敗であり、そ してテスト２４６の結果は否となりテスト２４７に至り、他のフォブがＩＤにマ ッチできるかどうかを判断する。フォブＮのシフトレジスタはステップ２４９（ 第５図）におけるバッファから回復されるとともに、処理は他のフォブにおいて 繰り返される。もし全てのフォブがチェックされＩｂを持っていれば、ルーチン は一対のステップ２５０に至り、フォブＮのシフトレジスタは以前の値に戻され るとともにステップ２２０で変換点２１９を通して１／２秒待ちに入る。 比較が成功であれば、部分的な確認を示すテスト２４６の結果は正になりサブ ルーチン２５２に至り、コマンドレジスタ１３８の値は、３９ビットシフトレジ スタの低オーダビットと１９ビットシフトレジスタの低オーダビットのエクスク ルーシブＯＲに等しくなるようにセットされる。テスト２５３はパニック／再同 期ビットが再同期コマンドに応じて確立されたかどうかを決定する。もしそうで なければ、パニックコマンドは、ライト，ホーン又は他のアラームをステップ２ ５４でターンオンすることによって遂行される。フォブＮ用のシフトレジスタは ステップ２５０において回復され、かつ待ちステップ２２０は変換点２１９に至 る。 コマンドが再同期であれば、テスト２５３の結果は正となり、３９ビットシフ トレジスタ（再生されたランダムナンバー）の１９−２６ビットを、ＥＥＲＯＭ ４０における第１の入力，第１の出力（ＦＩＦＯ）１５５で予め使用されたもの に比較する。ランダムワードは待ち行列の最後の４つの（又はＦＩＦＯが選ばれ る）ランダムワードを比較すると、コピーされたランダムワードの秘密のプレイ バックがあるので、再同期は不成功である。そのような場合に、テスト２５６の 結果は正でサブルーチン２５７に進み、ＦＩＦＯスタックにおける待ち行列の位 置から第１の位置までランダムワードを移動させることによって、ＦＩＦＯをリ アレンジする。これはユニットを再同期させる試みが不成功であると推定される ので、フォブＮの１９ビットと２０ビットシフトレジスタにおける値はステップ ２５０で回復される。それから、待ちステップ２２０は変換点２１９に至る。ラ ンダムワードがＦＩＦＯにおけるいかなるワードも比較しなければ、完全な確認 が存在し、テスト２５６の結果は否となりサブルーチン２５６に至る。サブルー チン２５８では、単に３９ビットシフトレジスタのビット１９−２６に待ち行列 における第１位の位置を加えかつ全ての他のワードをシフトするとともに、古い ワードを落とすことによってＦＩＦＯをリアレンジする。この場合、再同期操作 は不成功であり、ステップ２５０はバイパスされ、ＲＡＭ２０におけるフォブＮ 用の１９ビットシフトレジスタの設定は、サブルーチン２３３で、再同期によっ て確立されたままに残される。サブルーチン２４３で生成された２０ビットＬＦ ＳＲワードはフォブＮ（ステップ２５９）用のＲＡＭに配置される。 本発明の重要な特色は、再同期が次の場合の後に行われることである。すなわ ち、シークレット初期値と乱数からの１９ビットと２０ビットシフトレジスタの ２０繰り返し、これらの値を有する３９ビットシフトレジスタにおいて３９繰り 返しを行うこと、コマンドのエクスクルーシブＯＲ、受信機モジュールにおける 暗号化されたワードの逆の繰り返し、２０ビットレジスタとランダムカウンタの シークレット初期値を含んでいる２０ビットの逆繰り返し、１９ビットレジスタ の高オーダビットの比較、およびランダムワードシステムを再同期させるために 用いる最後の４つのランダムワードである。このことは全く確実である。 受信される６４ビットワードにおけるＰ／Ｒビットが無ければ、第５図におけ るテストの結果は否となり、変換点２６１を通して第７図の正常コマンド解読ル ーチンに至る。正常コマンド解読プロセスにおいて、ＲＡＭ２０における１９ビ ットと２０ビットワードは１−３の追加の繰り返しが与えられかつ３９ビット暗 号化ワードの逆処理されたビットと比較される。前述したように、フォブは自動 車がフォブに応答できない時に押されるボタンを持っているので、それらのボタ ンは非同期になる。コマンドが受信機モジュールコール３０に受信されるごとに 、送信されたコマンドにマッチする対のワードを訂正するために２５６サイクル 繰り返すことができる。もしそうであれば、コマンドは応答し、かつ繰り返され た値は次のコマンドを確認するためにセーブされる。もしそうでなければ、前述 のように、再同期が要求される。試行が何回なされたかのトラックを保持するた めに、試行カウンタ１４３は一連のステップ２６２の 第１の１つにおいて最大カウントにセットされる。それから、ワーキングレジス タ（ＳＲ）は、３９ビット暗号化ワードを含むＲＡＭ２０における３９ビットシ フトレジスタと等しくなるようにセットされる。 シフトレジスタ用マスクはＥＥ ＰＲＯＭ ４０における３９ビットフィード バックシークレットマスクと等しくセットされ、Ｃカウンタは３９にセットされ 、かつ逆ＬＦＳＲサイクルサブルーチン２６７が行われる。一連のステップ２７ １において、フォブＮ用の２０ビットシフトレジスタの内容はＲＡＭ４１からワ ーキングレジスタ（ＳＲ）にロードされ、シフトレジスタのマスクはＥＥ ＰＲ ＯＭ４０におけるフォブＮのシークレットフィードバックマスクと等しくなるよ うにセットされ、かつランダムビットはビットが２０ビットシフトレジスタ用に 選ばれたことに等しくなるようにセットされる（第３図におけるステップ１９９ に関して述べたように）。両者が１であれば、Ｃカウンタは１にセットされ（ス テップ２７３）、両者が０であればＣカウンタは３にセットされ（ステップ２７ ４）、かつそれ以外であればＣカウンタは３にセットされる（ステップ２７４ａ ）。それから、ＬＦＳＲサイクルサブルーチン２７５が実行される。一連のテス ト２７６−２７９は、同様な方法で１９ビットシフトレジスタ用のＬＦＳＲサイ クルサブルーチンを走らすための準備する。サブルーチン２８４では、３９ビッ トレジスタを２０ビットレジスタとフォブＮ用の１９ビットシフトレジスタの高 オーダビット位置をビット毎に比較する。全てのビットが等しければ、テスト２ ８５の結果は正になり、特定のコマンドがサブ ルーチン２８６における５つの低オーダビットを排他論理和することによって見 出され、コマンドは実行されて例えばドアのロッキング又はアンロッキング又は トランクの開放が行われる。しかし、ビットが比較しなければ、テスト２８５の 結果は否となりステップ２８８に進み、試行カウンタは決定されテスト２８９は ２５６試行がすでになされたかどうかを決定する。もし決定しなければ、他の対 のイテレーション２７５，２８０は遂行されかつ比較される。これは受信機モジ ュール３０がフォブ１６（もし出来れば）を捕えるまで行われる。２５６の試行 後に、比較がなされていなければ、テスト２８９の結果は正でありテスト２９０ に至り、全てのフォブが考慮されていたかどうかを判断する。もしなされていな ければ、回復ステップ２４９（第５図）は変換点２４８に至る。なされていれば 、フォブＮのシフトレジスタはステップ２９２でスターティング値に修復され、 プログラムは変換点２１９を介して待ちステップ２２０（第５図）に逆戻りする 。 第８図において、別のランダム繰り返しはランダムカウンタからの一対のビッ トを使用し、２０ビットシフトレジスタの動作の多数の繰り返しを決めるととも に、１つのビットにより１９ビットシフトレジスタの動作を決定する。１セット のステップ１１９ａ（第３図のステップとテストの代わりに）はサイクルカウン タＣは２つの低オーダビットボタン（０，１）はその２つの低オーダビット位置 （０，１）をランダムカウンタの選択されたビット（この例では３と６）に等し くなるように設定し、かつゼロ値であるビット対が繰り返しに起因していないこ とを確認するためにインクリメントされ る。同様にして、ステップ２０４ａは１９ビット動作においての１つ又は２つの 繰り返しを与えるために、ステップとテスト２０４−２０７を置き換える。第９ 図においてランダムナンバーはフォブＮ用ＦＩＦＯメモリ（４０）における待ち 行列の先頭に見受けられる。ステップ２７１ａではステップとテスト２７１−２ ７４ａを置き換え、ステップ２７６ａではステップとテスト２７６−２７９を置 き換えている。この実施例においては、各々の場合における繰り返し数は１つの ランダムカウンタから選択されたビットの値よりも高い（１−４，１又は２）。 しかしながら、繰り返しのナンバーは、テスト２００と２７２の場合のようにラ ンダムカウンタビットに応答して又は他のデコードによって、使用できる。 １つ又は２つのフォブのみを使用し又は応答速度が重要でないシステムにおい て、本発明は、単に格納された全てのシフトレジスタワードとマスクを試験する ことによって、ＩＤナンバーを使用することなく利用でき、これは、ＩＤナンバ ーは委任されないシステムからの多くの送信をスクリーンアウトしないから、迷 惑な繰り返しから解放される。正しい初期値の場合と同じように、発生した疑似 ランダムワードを継続する繰り返しのための正しいフィードバックマスクと相互 に関連させるために、ある種のタグが無ければならない。これは、種々の初期値 とマスクとワードを格納するための対応する絶対数によって成し遂げられる。 同期中に使用される繰り返し数は初期値から発生したランダムワードに対して 同じ（例えば、２０，又はそれ以上）であり、又はそれらは異なる（例えば、２ ０と１９，又はそれ以上）ものである。 ここで使用されるように、言葉「ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ：暗号化」は本質的に 解読できるプロセスを規定する。かくして、暗号化の処理が疑似乱数発生動作を 用いると、その発生動作は、例えばここで使用されている逆のＬＦＳＲ動作のよ うな、逆における実行することが出来なければならない。ここで使用されている 暗号化処理と動作はこれらのいずれであってもよく、かつ他のものであっても良 い。しかしながら、ＬＦＳＲ疑似乱数発生動作は、理解するのに容易な１つであ り、そして宣言された又はある程度宣言されたハードウェアにおいて実施するた めの最も簡単なものである。すなわち、発明の信号処理手段が第１図と第２図に 示すようにシフトレジスタなどを含むならば、暗号化のＬＦＳＲ形式について述 べることが出来る。同様に、本発明の信号処理手段が、第３−７図で述べたよう に、適正なプログラムルーチンを有するマイクロプロセッサでもって実施される と、暗号化の他の形式に勝るＬＦＳＲ動作の利点はあまりはっきりとはしていな い。「暗号化」という言葉は、それ故に、暗号化という言葉を解読によりリカバ ーできる限り、最も広い意味で使用されている。 前述の実施例において、疑似乱数の最大長のシーケンスを発生するためのシー クレット初期値とシークレットフィードバックマスクは基本的に各送信機と同じ であるが、全体的には同じである必要はない。これによって、２つのシークレッ ト初期値と３つのシークレットフィードバックマスクは寿命において区別できる 。しかしながら、指定方法又は人間のエラー又はデザインはナンバーの同じ設定 に起因する。しかしながら、いくつかの送信機が同じ１９ビットシ ークレット初期値と同じ２０ビットシークレットマスク、又は他の同様な組み合 わせを持つことは可能である。逆に、１６ビット確認ナンバーを使用することは 同じ確認ナンバー（しかし同じシークレット値でない）を有するいくつかのフォ ブがあることを意味する。多くのフォブ（例えば各可能な確認ナンバーのために １０年間以上のＵＳＡにおける約５，０００フォブ）が有る。統計上の可能性内 で、４つのフォブを有する１０，０００の自動車のうちの多くが同じ確認ナンバ ーを備える２つのフォブを持っている。正しい確認ナンバーを有する１つのフォ ブが２５６トライ（又は使用されること）内で確認されないにしても、同じＩＤ ナンバーを持ついかなる他のフォブを試験しないということは本発明の重要な特 色である。３つ又は４つの試行により非常に多くの遅れが生ずると、最後に試行 されたフォブは不完全なものとして報告され、新しいファブはセットにおける残 りのフォブと同じ確認ナンバーを持っている。 本発明ではロック関連のコマンド，パニックアラームコマンド，および同期コ マンドのみが使われているけれども、本発明はいかなる情報、例えばビットやコ マンドビットの通達を確認するのに使用できることを理解すべきである。 本発明において、各暗号（例えば１９ビット，２０ビットおよび３９ビットシ フトレジスタ暗号）は同じもの（リニアフィードバックシフトレジスタ疑似乱数 発生）である。しかしながら、それらは全て同じである必要性はなく、異なった アルゴリズムであってもよい。同様にして、シフトレジスタのビット数は所望の ものでよい。全ての場合において、ビット数が大きければ、それだけ解析によっ てコードをブレークするのが難しくなる。ここで使用されるナンバーによって安 全なシステムが得られるが、大小のビット数は発明を実行するにあたって、必要 ならば、選択することが出来る。同様に、１９ビットシフトレジスタが１４ビッ トの一部分と他の部分を生じるという意味で、ワードはシングルワードであって もよく、ダブルワードであっても良いと考えられる。ここで１４ビットの一部分 は暗号確認用に使用され、他の部分はコマンドを有するが、確認用の暗号比較に 用いられる。これらの部分は、実施例では同じプロセスにおいて発生することを 除いて、２つの異なったワードであると考えられる。勿論、別々の処理を使用す ることが出来るか又はビット数の異なる２つの処理をワードの繰り返しと暗号化 のために使用できる。例えば、シングル１９ビットシフトレジスタ動作の代わり に、１０ビットシフトレジスタ動作と９ビットシフトレジスタ動作を使用でき、 連結された結果と５コマンドビットを、最後の暗号化の前に、エクスクルーシブ ＯＲとする。 本発明は最後の暗号化において２つ以上の連結されたワードを使用できる。例 えば追加のワード又は３つのワードを有するワードを使用でき、各々は最後の３ ９ビット暗号化において使用される２つのワードよりもわずかに小さいものであ る。 発明は、送信機が受信機に送信するが受信機は送信機に返信しないシステムに おいて使用されているものとして、開示されている。しかしながら、本発明の原 則は、２つのユニット間の双方通信を使用するシステムにおける組み合わせにお いて使用されることが出来る。発明の特色は、必要に応じて、双方向または単方 向で、送信を 確認するために使用できることである。発明は、遠隔確認システムにおいて大き な利用価値を有する点について述べられているが、２つの間の動作を確実なもの にするために、送信機と受信機を導体によって接続するシステムにおいても使用 可能である。同様に、発明の特色は、実施例たとえば電子鎖において秘密システ ムを侵害するシンサイダーの誘惑に対する保全とシステムと妥協するアウトサイ ダーに対する保護を図るために、利用できることである。 開示された実施例においては、レジスタ内の一対のビットのランダム発生又は 一対のランダムビットに応じて、２０ビットシフトレジスタの作用は１から５の イテレーション（繰り返し）に使用することが出来る。同様にして、１９ビット シフトレジスタの作用は、そのビットの１つ又はランダムビットに応じて、１〜 ３つの繰り返しに使用可能である。一般の場合、これらのナンバーは逆の場合に も使用でき、同じものであり、互いに依存し、又は疑似ランダムイベントに依存 する。繰り返しの小さい数は重要ではないが、いずれかの与えられた送信におい て、受信機は、所定の送信機用の（又はいくつかの送信機用の）暗号化処理に対 して捕えるために２５６の試行が許されるということは注目すべきである。可変 繰り返しが、送信機／受信機の環境（例えばコンピュータ処理において）におけ る疑似乱数発生に使用される時、自存性を有する。 開示したように、本発明は、粗暴な力を使用する試みとシステムを妥協させる 方法に多くの数の試行をくじくために、１／２秒待ち期間を使用する。これは、 成功のための期待された時間（５０％の成功の機会を生じるための時間）が１ヶ 月よりも長いことを確実に する期間、である。しかしながら、顧客の要求に応じて、異なる期間を受信機に 使用できる。このことは、各１／２秒ごとに１メッセージ以上を送信することに ついての政府の規制と混同されるべきでない。 本発明は模範的な実施例について示されかつ述べられているけれども、前述の 種々な変形、省略および追加は、発明の精神と範囲を逸脱することなく、可能で ある、ことは当業者にとって理解されるべきである。

───────────────────────────────────────────────────── 【要約の続き】 号化繰り返しの疑似乱数を使用する。応答の間の１／２ 秒遅延によってゲインアクセスが軽減される。確認され たパニックアラームコマンドは、乗物のヘッドライトと 警笛を動作させるが、同期は変えない。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １． 送信ユニットから受信モジュールまでの送信の暗号確認方法であって、 前記送信ユニットが、 複数の疑似乱数を別々に発生するステップと、 組み合わされたワードを形成するために前記ナンバーを連結するステップおよ び、 前記暗号化動作の結果から導出されたキー部分を含むコマンドワードを送信す るステップ、によって構成され、 前記受信モジュールが、 前記コマンドワードを受けるステップおよび、 前記組み合わされたコマンドワードを再生するために解読動作を行うステップ によって構成されていることを特徴とする、暗号確認方法。 ２． 前記受信モジュールがさらに、第２の複数の疑似乱数を別々に発生する工 程および、 前記第２の複数の乱数の各々の少なくとも１部が前記再生され組み合わされた ワードの対応する部分と同一であるとき確認信号を与える工程、によって構成さ れていることを特徴とする、特許請求の範囲第１項記載の暗号確認方法。 ３． 前記発生工程が各々一対のナンバーを発生することを特徴とする、特許請 求の範囲第２項記載の暗号確認方法。 ４． 前記発生工程が一対のナンバーを発生することを特徴とする、特許請求の 範囲第１項記載の暗号確認方法。 ５． 前記暗号化動作を行う工程がリニア暗号化動作を行うことを特徴とする、 特許請求の範囲第１項記載の暗号確認方法。 ６． 前記暗号化動作を行うステップが、フィードバックシフトレジスタ動作を 行う、ことを特徴とする特許請求の範囲第２項記載の暗号確認方法。 ７． 前記暗号化動作を行うステップが、シークレットフィードバックマスクを 用いるリニアフィードバックシフトレジスタ動作によって構成され、前記解読動 作を行うステップが、前記暗号化動作と同じように同じシークレットマスクを用 いる逆リニアフィードバック動作を行う、ことを特徴とする特許請求の範囲第６ 項記載の暗号確認方法。 ８． 前記リニアフィードバックシフトレジスタ動作が、前記結合された程度の オーダで多数の繰り返しを行う、ことを特徴とする特許請求の範囲第７項記載の 暗号確認方法。 ９． 送信ユニットから受信モジュールまでの送信を暗号的に確認する方法であ って、 前記送信ユニットと前記受信モジュールにおける同じスタートナンバーを供給 するステップを有し、 前記送信ユニットが、 該送信ユニットからの連続的な送信に応答して疑似ランダム様式において変化 する繰り返し制御信号を供給するステップと、 前記スタートナンバーについての暗号化動作の可変繰り返しを行い、前記可変 ナンバーが前記繰り返し制御信号によって決められるステップと、 前記暗号化の結果からの少なくとも１部において導出されたコマンドワードを 送信するステップ、によって構成され、および 前記受信モジュールが、 前記コマンドワードを受信するステップと、 前記受信されたコマンドワードからの前記暗号化動作の結果を再生するステッ プと、 前記第１の繰り返し制御信号と同じ疑似ランダム様式において、前記受信モジ ュールによるコマンドワードの連続的な受け入れに応答して第２の繰り返し制御 信号を供給するステップと、 前記スタートナンバーについての前記暗号化動作の可変数の繰り返しを行うス テップと、 前記第２の暗号化動作の結果の少なくとも一部を前記再生された結果の対応す る部分と比較するステップ、および 前記第２の暗号化動作の部分が前記再生された結果の前記対応する部分と同じ であるときのみ、確認信号を供給するステップ、によって構成されていることを 特徴とする、 暗号確認方法。 １０． 反復の暗号化動作を行う前記ステップが反復のリニア暗号化動作を行う 、ことを特徴とする特許請求の範囲第９項記載の暗号確認方法。 １１． 反復の暗号化動作を行う前記ステップがフィードバックシフトレジスタ 動作を行う、ことを特徴とする特許請求の範囲第９項記載の暗号確認方法。 １２． 反復の暗号化動作を行う前記ステップが、前記受信モジュールにおける 場合と同じように前記送信ユニットにおけるシークレットフィードバックマスク を用いるリニアフィードバック動作を行う、ことを特徴とする特許請求の範囲第 ９項記載の暗号確認方法。 １３． 同じシークレット初期値が前記送信ユニットと前記受信モジュールにお いて供給され、かつ 前記スタートナンバーが、前記初期値からの少なくとも一部において導出され たワードについての反復の暗号化動作を遂行することによって供給される、こと を特徴とする特許請求の範囲第９項記載の暗号確認方法。 １４． 前記繰り返しの可変数が前記スタートナンバーの程度の部分である、こ とを特徴とする特許請求の範囲第９項記載の暗号確認 方法。 １５． 前記送信ユニットと前記受信モジュールにおける第２のスタートナンバ ーを供給するステップにおいて、 前記送信ユニットが、 前記送信ユニットからの連続的な送信に応答して疑似ランダム様式において変 化する第３の繰り返し制御信号を供給するステップと、 前記第３のスタートナンバーに関する反復の暗号化処理の可変ナンバーの繰り 返しを行い、前記可変ナンバーが前記第３の繰り返し制御信号によって決められ るステップと、 前記暗号化処理の結果からの少なくとも一部において導出される前記コマンド ワーを送信するステップ、によって構成され、かつ 前記受信モジュールが、 前記受信されたワードからの前記暗号化処理の結果を再生するステップと、 前記受信モジュールによるコマンドワードの連続する受信に応答して、前記第 ３の繰り返し制御信号と同じ疑似ランダム様式において変わる第４の繰り返し制 御信号を供給するステップと、 前記スタートナンバーについての反復の暗号化処理の繰り返しを行い、前記可 変ナンバーが前記第４の繰り返し制御信号によって決められるステップと、 前記第２の暗号化処理の結果の少なくとも一部を前記暗号化処理の再生された 結果の対応する部分と比較するステップ、および 前記暗号化処理が前記再生された結果の前記対応する部分と同一 であるときのみ、確認信号を供給するステップによって構成されている、ことを 特徴とする特許請求の範囲第９項に記載の暗号確認方法。 １６． 前記可変ナンバーが前記変化できるナンバーと異なることを特徴とする 特許請求の範囲第１５項記載の暗号確認方法。 １７． 前記疑似ランダム手法が前記疑似ランダム様式と異なることを特徴とす る特許請求の範囲第１５項記載の暗号確認方法。 １８．前記反復の暗号化動作が前記反復の暗号化処理と同じであることを特徴と する特許請求の範囲第１５項記載の暗号確認方法。 １９．複数の遠隔コマンド送信ユニットのいずれかからコマンド実行受信モジュ ールまでの送信を暗号的に確認する方法であって、 前記送信ユニットの各々における１セットのナンバー，前記送信ユニットの１ つに対応する各セット，少なくとも１つのシークレット初期値を含む各セット， 対応するユニットに同じである各セットを供給するステップと、 前記受信モジュールにおいてそれに応答する前記送信機の各々に対する前記ナ ンバーのセットを供給するステップと、 前記シークレット初期値について行われた暗号化動作からの少なくとも一部で 導出されたキー部分を含む前記送信ユニットからのコマンドワードを送信するス テップ、および 対応するセットにおけるナンバーを使用する前記受信モジュールで受けられた 前記コマンドワードを確認するステップ、によって構成されていることを特徴と する、暗号確認方法。 ２０． 前記各セットの各々が確認ナンバーを含み、 前記送信ステップが前記確認ナンバーを含む前記ワードを送信するとともに、 前記受信モジュールに設けられたセットの１つにおける確認ナンバーにマッチ する確認ナンバーを含む前記コマンドワードに応答してのみ前記受けられたコマ ンドワードを確認するための処理を行う、 ことを特徴とする特許請求範囲第１９項に記載の暗号確認方法。 ２１． 前記コマンドワードの受信に応答して前記受信モジュールが、確認が生 じるか又は前記セットの全てが使用されるまで、前記受信されたコマンドワード に含まれる確認ナンバーにマッチするところの確認ナンバーを有する前記セット の連続する１つを使用する確認処理を、行うことを特徴とする特許請求の範囲第 ２０項に記載の暗号確認方法。 ２２． 前記コマンドワードの受信に応答して前記受信モジュールが、確認が生 じるか又は前記セットの全てが使用されるまで、前記受信されたコマンドワード に含まれる確認ナンバーにマッチするところの確認ナンバーを有する前記セット の連続するキー部について確認処理を行う、ことを特徴とする特許請求の範囲第 ２０項に記載 の暗号確認方法。 ２３． 各セットが少なくとも１つのシークレットフィードバックマスクを含み 、かつ前記暗号化動作が、前記シークレットフィードバックマスクを使用するフ ィードバックシフトレジスタ疑似乱数発生動作によって構成される、ことを特徴 とする特許請求の範囲第１９項記載の暗号確認方法。 ２４． 前記シフトレジスタ動作がリニアであることを特徴とする、特許請求の 範囲第２３項記載の暗号確認方法。 ２５． 遠隔コマンド送信ユニットから選択的に応答するコマンド遂行受信モジ ュールまでの同期化された暗号確認の方法であって、 前記送信ユニットにおいて発生されかつコマンドを示す少なくとも１つの暗号 化されたナンバーから導出されたキー部分を含むコマンドワードを送信するステ ップと、 前記コマンドワードから再生されたキー部分から解読されたナンバーと前記受 信モジュールのナンバーとの間の少なくとも同一の部分に基づく前記コマンドワ ードの確認に応答して示されたコマンドを選択的に行う受信ステップ、および １つのコマンドの受信にしたがって不応答である前記受信モジュールに、１／ ２秒又はそれ以上のオーダの期間に対する追加のコマンドワードを受信させるレ ンダリングステップによって構成したことを特徴とする、暗号確認方法。 ２６． 前記レンダリングステップが、前記コマンドワードの１つの受信に応答 する動作の結果と前記受信モジュールを順次受信されたワードに応答させる間の 待ち時間を与える、ことを特徴とする特許請求の範囲第２５項に記載の暗号確認 方法。 ２７． スイッチを操作することによって始められるコマンドを示し、複数の送 信ユニットの各々から受信モジュールまでの選択的で暗号化的に、確認する方法 であって、 前記送信ユニットの各１つ，前記送信ユニットの１つに応答するとともに確認 ナンバーによって確認される各セット，少なくとも一対のシークレット初期値を 含む各セットを供給するステップと、 前記受信モジュールに応答する前記送信ユニットの各々に対応する前記セット の１つを前記受信モジュールにおいて供給するステップと、 前記スイッチの動作に応じて前記送信ユニットの１つにおけるロック関連コマ ンド以外のコマンドを示すステップからなり、 前記送信ユニットの１つが、 コマンドビットを供給し、 ランダムナンバーを発生し、 結合されたワードを供給するために前記ランダムナンバーを前記シークレット 初期値に連結し、 第１のナンバーを供給するために前記結合されたワードについての第１の暗号 化動作を行い、 第２のナンバーを供給するために前記シークレット初期値の第２の１つについ て第２の暗号化動作を行い、 他のワードを供給するために前記第２のナンバーの対応するビットを有する前 記コマンドを示す複数のコマンドビットの排他論理和をとり、 暗号化されたキーワードを供給するために前記第１のナンバーと前記他のワー ドの連結について第３の暗号化動作を行い、 確認に用いるための前記第１と第２の疑似乱数として前記第１と第２のナンバ ーを格納し、 前記暗号化されたキーワード，前記コマンドビット，および前記確認ナンバー を含むコマンドワードを送信し、 前記スイッチの動作に応答して、前記送信ユニットの１つにおけるロック関連 コマンドを指示し、 新しい第１の疑似乱数を供給するために前記第１のナンバーについて第４の暗 号化動作を行い、 新しい第２の疑似乱数を供給するために前記第２のナンバーについて第５の暗 号化動作を行い、 新しいワードを供給するために、前記ロック関連コマンドを示す複数のコマン トビットと前記第２の疑似乱数の対応するビットとの排他論理和をとり、 新しい暗号化されたキーワードを供給するために前記新しい第１の疑似乱数と 前記他のワードの連結について第６の暗号化動作を行い、 前記第１と第２の疑似乱数の代わりに、次の確認で使用するため の新しい第１と第２の疑似乱数を格納し、 前記新しい暗号化されたキーワードと前記確認ナンバーを含むコマンドワード を送信する、各ステップによって構成され、 前記コマンドビットを含む前記コマンドワードの受信に選択的に応答する前記 受信機において、 前記受信機が受信した確認ナンバーに関連する値を持っているかどうかを決定 し、持っていなければ前記受信したワードへの全ての応答を停止し、しかしそう であれば、 前記第１のナンバーと前記他のワードを再生するために前記受信されたワード のキーワード部分について第１の解読動作を行い、 前記結合されたワードを再生するために前記再生された第１のナンバーについ て第２の解読動作を行い、前記第１のシークレット初期値を前記再生され結合さ れたワードと比較し、 前記第２のナンバーを供給するために前記第２のシークレット初期値について の第７の暗号化動作を行い、前記再生された他のワードのノンコマンド部分を前 記第２のナンバーの対応する部分と比較するとともにそれらの間の同一性に応答 においてのみ第２の等しい信号を供給し、それから、前記第１と第２の信号のど ちらもないとき、前記コマンドワードへの全ての応答を終え、 またそうでなければ、前記第１と第２の等しい信号に応答して、前記再生され 結合されたワードのランダムナンバー部分を、前記送信機から受信したコマンド ワードから導出されたランダムナンバー部分と比較し、かつそれらの間の同一性 に応答して前記コマンドワードへの全ての応答を終わり、しかしそうでなければ 、（ａ）同期 動作で使用するための前記ランダムナンバー部分を格納するとともに、確認動作 に使用するための第１と第２の疑似乱数として、前記第２のナンバーと前記再生 された第１のナンバーを格納し、 前記受信機においては、前記コマントビットを含まない前記コマントワードの 受信に応答し、 受信した確認ナンバーに関連するシークレット初期値を受信機が持っているか どうかを決定し、 持っていなければ、前記受信したワードへの全ての応答を終わり、もし持って いれば、 前記新しい第１の疑似乱数と前記新しい他のワードを再生するために、前記受 信したコマンドワードのキーワード部分についての第３の解読動作を行い、 第１の新しい疑似乱数を供給するために前記第１の疑似乱数についての第８の 暗号化動作を行い、かつ前記第１の新しい疑似乱数を前記再生された新しい疑似 乱数と比較するとともに、それらの間の同一性に応答して第３の等しい信号を供 給し、 第２の新しい疑似乱数を供給するために前記第２の疑似乱数についての第９の 暗号化動作を行い、かつ前記第２の新しい疑似乱数を前記再生された新しい疑似 乱数と比較するとともに、それらの間の同一性に応答して第３の等しい信号を供 給し、 それから、前記第３又は第４の等しい信号が無ければ、前記コマンドワードの 受信への全ての応答を終え、しかし前記第３と第４の等しい信号の両方が有れば 、前記再生された新しい他のワードのコマンド部分と前記第２の新しい疑似乱数 の対応する部分との排他論 理和をとり、その結果によって指示された指令を行うとともに、確認動作におい て使用するために前記第１の新しい疑似乱数と前記第２の疑似乱数を格納する、 ことを特徴とする暗号確認方法。 ２８． 前記第１と第２の等しい信号に応答して、前記新しい他のワードのコマ ンド部分が前記第２の新しい疑似乱数の対応する部分と排他論理和され、かつ前 記ステップ（ａ）と（ｂ）が、前記コマンドが同期指令であることを示す前記排 他論理和（エクスクルーシブＯＲ）動作の結果に応答して行われる、ことを特徴 とする特許請求の範囲第９項に記載の暗号確認方法。 ２９． 前記暗号化動作がリニアフィードバックシフトレジスタ動作によって構 成されていることを特徴とする特許請求の範囲第２７項に記載の暗号確認方法。 ３０． 前記第１，第２および第３の暗号化動作が同じアルゴリズムを用いるこ とを特徴とする特許請求の範囲第２７項に記載の暗号確認方法。 ３１． 前記第１と第４の暗号化動作が同じアルゴリズムを用いることを特徴と する特許請求の範囲第２７項に記載の暗号確認方法。 ３２． 前記第２と第５の暗号化動作が同じアルゴリズムを用いる ことを特徴とする特許請求の範囲第２７項に記載の暗号確認方法。 ３３． 前記第３と第６の暗号化動作が同じアルゴリズムを用いることを特徴と する特許請求の範囲第２７項に記載の暗号確認方法。 ３４． コマンド送信ユニットがそれに応答する受信モジュールにおける物理的 な効果を選択的に生じさせる、暗号的に確認するリモートコントロールシステム であって、 前記送信ユニットが、 それぞれのシークレット疑似乱数発生機初期値を示す第１と第２のシード信号 と、それぞれのシークレットフィードバックマスクを示す第１，第２および第３ のマスクを供給するための信号源と、 前記受信モジュールによって生じられるべき物理的な効果を示すために作用す るコマンドスイッチ、および 可変ランダムナンバーを示すランダム信号を供給するための同期信号を示す前 記スイッチの選択された動作に応答し、前記ランダム信号，第１の多項式の項の 順序に基づく繰り返し数とによって連結された第１のシード信号によって規定さ れる初期値からなる結合されたナンバーについて第１のリニアフィードバックシ フトレジスタ疑似乱数発生動作を行うとともに、前記第１のマスク信号，前記結 合されたワードの程度の順序にもとづく程度を有する前記第１の多項式を使用し 、前記第２のシード信号によって規定される初期値と前記第２の多項式の程度の 順序に基づく繰り返しの固定された数をもとに２のフィードバックシフトレジス タ疑似乱数発生動作を行い、 前記第２のマスク信号によって規定されるマスクと前記第２の初期値の程度の順 序に基づく程度を有する前記第２の多項式を用い、前記同期コマンドを示す複数 のコマンドビットを変更されたワードを形成するための前記第２の発生動作の結 果の対応する複数のビットと排他論理和をとり、連続する送信に使用するために 前記受信モジュールに前記第１と第２の発生動作の結果を示す第１と第２の疑似 乱数を格納し、前記変更されたワードに連結された前記第１の疑似乱数および前 記第３の多項式の程度の順序にもとづく所定の繰り返しの数からなるワードに基 づいて第３のリニアフィードバックシフトレジスタ疑似乱数発生動作を行い、前 記第３のマスク信号によって規定されるマスク，前記第１の疑似乱数の程度の和 のオーダに基づく程度を有する前記第３の多項式および前記変更されたワードを 使用するとともに、前記受信モジュールにキー部分としての前記第３の発生動作 の結果を有しかつ前記同期動作を示すコマンドビットを含むコマンド信号を送信 するための第１の信号処理手段、によって構成され、 前記第１の信号処理手段は、前記第１の疑似ランダムワード，第１の決定され たナンバーに基づいて第４のリニアフィードバックシフトレジスタ疑似乱数発生 動作を行うためのロック関連コマンドを示す前記スイッチの選択された動作に応 答し、新しい第１の疑似乱数を供給するために前記第１のマスク信号によって規 定されるマスクを使用し、前記第２の疑似ランダムワード，繰り返しの第２の決 定されたナンバーにもとづいて第５のリニアフィードバックシフトレジスタ疑似 乱数発生動作を行い、 新しい第２の疑似乱数を供給するために前記第２のマスク信号によって規定さ れるマスクを使用し、新しい変更されたワードを形成するために前記ロック関連 コマンドを示す複数のコマンドビットを前記第２の疑似ランダムナンバーの複数 の対応するビットとの排他論理和をとり、前記新しい変更されたワードに連結さ れた前記新しい第１の疑似乱数からなるワードに基づいて第６のリニアフィード バックシフトレジスタ疑似ランダムナンバー発生動作を行い、前記第３のマスク 信号によって規定されるマスクを使用し、確認送信に用いるための前記新しい第 １と第２の疑似乱数を前記受信モジュールに格納するとともに、キー部分として の前記第３の発生動作の結果を有するコマンドワードを前記受信モジュールに送 信するものであって、 前記受信モジュールが、 それぞれ前記初期値を示す第３と第４のシード信号と前記マスクを示す第４， 第５および第６のマスク信号を供給する信号源、および第２の信号処理手段によ って構成され、 該第２の信号処理手段は、前記コマンドビットを含む前記コマンドワードに応 答し、前記コマンドワード信号の前記キー部分，前記繰り返しの前記所定のナン バーにもとづいて第１の逆リニアフィードバックシフトレジスタ疑似乱数発生動 作を行い、前記第６のマスク信号によって規定されるマスクを使用し、前記結合 されたワード，前記繰り返しの与えられたナンバーにもとづいて第２の逆リニア フィードバックシフトレジスタ疑似乱数発生動作を行い、前記第４のマスク信号 によって規定されるマスクを使用し、前記第３のシード 信号によって規定される前記初期値を前記第２の逆発生動作の結果の均等な部分 と比較するとともに、これらが同じであるときのみ第１の均等信号を供給し、前 記第４のシード信号によって規定される初期値，前記繰り返しの固定されたナン バーからなるワードにもとづいて第７のリニアフィードバックシフトレジスタ疑 似乱数発生動作を行い、前記第５のマスク信号によって規定されるマスクを使用 し、前記変更されたワードの変更されない部分に対応する前記第７の発生動作の 結果の一部分を、前記第１の逆発生動作の結果の対応する部分と比較するととも に、それらが同じであるときのみ第２の均等信号を供給し、前記第２の逆動作の 結果の乱数部分を格納し、かつ前記乱数部分を同様なランダム乱数部分と比較す るとともに、前記比較されたランダム部分が等しくないときのみ前記送信ユニッ トからの送信を確認するために、前記第２の逆動作と前記第７の発生動作の結果 を示す第３と第４の疑似乱数を蓄えるものであって、 さらに前記第２の信号処理手段は、前記コマンドワード信号の前記キー部分， 前記繰り返しの所定のナンバーにもとづいて第３の逆リニアフィードバックシフ トレジスタ疑似乱数発生動作を行うための前記コマンドビットを含まない前記コ マンドワードに応答し、前記新しい第１の疑似乱数と前記新しく変更されたワー ドを再生するために、前記第６のマスク信号によって規定されるマスクを使用し 、前記第３の疑似乱数，前記繰り返しの第１の決められたナンバーにもとづいて 第８のリニアフィードバックシフトレジスタ疑似乱数発生動作を行い、第３の新 しい疑似乱数を得るために、前記第４のマスク信号によって規定されるマスクを 使用し、前記再生された新し い第１の疑似乱数を前記第３の新しい疑似乱数と比較するとともに、それらが同 じであるときのみ第３の均等信号を比較し、前記第４の疑似乱数，前記第３の繰 り返しの決定されたナンバーをもとに第９のリニアフィードバックシフトレジス タ疑似乱数発生動作を行い、第４の新しい疑似乱数を得るために前記第５のマス ク信号によって規定されるマスクを使用し、前記再生され新しく変更されたワー ドのノンコマンド部分を前記第４の新しい疑似乱数と比較するとともに、それら が同一であるときのみ前記第１と第２の均等信号に応答して第４の均等信号を供 給し、前記送信ユニットからの送信の確認に用いるために、前記第８と第９の発 生動作の結果を示す新しい第３と第４の疑似乱数を蓄え、前記再生され新しく変 更されたワードのコマンド部分と前記第４の新しい疑似乱数との排他論理和をと るとともに、前記ロック関係のコマンドを実行する、 ことを特徴とする暗号確認システム。 ３５． 前記第１のシード信号によって示される初期値が前記第２のシード信号 によって規定される初期値と異なることを特徴とする特許請求の範囲第３４項に 記載の暗号確認システム。 ３６． 前記多項式は全て互いに異なることを特徴とする特許請求の範囲第３４ 項に記載の暗号確認システム。 ３７． 前記固定ナンバーが前記与えられたナンバーに等しいことを特徴とする 特許請求の範囲第３４項に記載の暗号確認システム。 ３８． 前記第１の決定されたナンバーが前記第２の決定されたナンバーと異な ることを特徴とする特許請求の範囲第３４項に記載の暗号確認システム。 ３９． 前記フィードバック多項式は最大の長さのフィードバック多項式である ことを特徴とする特許請求の範囲第３４項に記載の暗号確認システム。 ４０． 前記第１と第２の決定されたナンバーは、それぞれ、各疑似ランダムイ ベントの関数として変わり、前記送信ユニットにおける各送信に応答するととも に、前記受信モジュールにおける各受信に応答する ことを特徴とする特許請求の範囲第３４項に記載の暗号確認システム。 ４１． 前記第１と第２の決定されたナンバーは、それぞれ、前記与えられた数 と前記固定されたナンバーの小さな分子であることを特徴とする特許請求の範囲 第４０項に記載の暗号確認システム。 ４２． 急速に連続する疑似乱数を発生する方法であって、 スタートナンバーを供給するステップと、 各連続する疑似乱数の発生に応答して疑似ランダム手法において変化する繰り 返し制御信号を供給するステップ、および 前記スタートナンバーについて反復の疑似乱数発生動作の繰り返しの可変数を 供給し、前記可変数は前記繰り返し制御信号によって決定されるステップ、によ って構成したことを特徴とする暗号確認方法。 ４３． 前記反復疑似乱数発生動作を行うステップが、リニア反復疑似乱数発生 動作であることを特徴とする特許請求の範囲第４２項記載の暗号確認方法。 ４４． 反復の疑似乱数発生動作を行う前記ステップはフィードバックシフトレ ジスタ動作を行うことを特徴とする特許請求の範囲第４２項に記載の暗号確認方 法。 ４５． 反復の疑似乱数発生動作を行う前記ステップはリニアフィードバックシ フトレジスタ動作を行うことを特徴とする特許請求の範囲第４２項に記載の暗号 確認方法。 ４６． 前記繰り返しの可変数は前記スタートナンバーの分子であることを特徴 とする特許請求の範囲第４２項に記載の暗号確認方法。 ４７． 前記スタートナンバーは初期値であることを特徴とする特許請求の範囲 第４２項に記載の暗号確認方法。 ４８． 前記スタートナンバーは前記疑似乱数発生動作の前の繰り 返しにおいて発生する疑似乱数であることを特徴とする特許請求の範囲第４２項 に記載の暗号確認方法。 ４９． 前記繰り返し制御信号は変化するナンバーのビット位置の値に応じて変 化することを特徴とする特許請求の範囲第４２項に記載の暗号確認方法。 ５０． 反復の疑似乱数発生動作を行う前記ステップは複数のビット位置動作を 行うことを特徴とする特許請求の範囲第４９項に記載の暗号確認方法。 ５１． 反復の疑似乱数発生動作を行う前記ステップはスタートナンバー動作を 行うことを特徴とする特許請求の範囲第４９項に記載の暗号確認方法。 ５２． 前記繰り返し制御信号はランダムナンバー複数のビット位置の値に応じ て変化することを特徴とする特許請求の範囲第４９項に記載の暗号確認方法。 ５３． 前記繰り返し制御信号は変化するビット位置の値に応じて変化すること を特徴とする特許請求の範囲第９項に記載の暗号確認方法。 ５４． 前記繰り返し制御信号は変化するナンバーの値に応じて変 化することを特徴とする特許請求の範囲第９項に記載の暗号確認方法。 ５５． 前記繰り返し制御信号はスタートナンバービット位置の値に応じて変化 することを特徴とする特許請求の範囲第９項に記載の暗号確認方法。 ５６． 前記繰り返し制御信号はランダムナンバーの複数のビット位置の値に応 じて変化することを特徴とする特許請求の範囲第９項に記載の暗号確認方法。