WO1999044330A1 - Method for the block-encryption of discrete data - Google Patents

Method for the block-encryption of discrete data Download PDF

Info

Publication number
WO1999044330A1
WO1999044330A1 PCT/RU1998/000181 RU9800181W WO9944330A1 WO 1999044330 A1 WO1999044330 A1 WO 1999044330A1 RU 9800181 W RU9800181 W RU 9800181W WO 9944330 A1 WO9944330 A1 WO 9944330A1
Authority
WO
WIPO (PCT)
Prior art keywords
block
sub
encryption
depending
key
Prior art date
Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
Ceased
Application number
PCT/RU1998/000181
Other languages
English (en)
French (fr)
Inventor
Alexandr Andreevich Moldovyan
Nikolai Andreevich Moldovyan
Nikolai Viktorovich Savlukov
Current Assignee (The listed assignees may be inaccurate. Google has not performed a legal analysis and makes no representation or warranty as to the accuracy of the list.)
OTKRYTOE AKTSIONERNOE OBSCHESTVO 'MOSKOVSKAYA GORODSKAYA TELEFONNAYA SET'
Borovichsky Kombinat Ogneuporov OAO
Original Assignee
OTKRYTOE AKTSIONERNOE OBSCHESTVO 'MOSKOVSKAYA GORODSKAYA TELEFONNAYA SET'
Borovichsky Kombinat Ogneuporov OAO
Priority date (The priority date is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the date listed.)
Filing date
Publication date
Priority claimed from RU98103646A external-priority patent/RU2140710C1/ru
Priority claimed from RU98104851A external-priority patent/RU2140711C1/ru
Priority claimed from RU98107784/09A external-priority patent/RU2140712C1/ru
Application filed by OTKRYTOE AKTSIONERNOE OBSCHESTVO 'MOSKOVSKAYA GORODSKAYA TELEFONNAYA SET', Borovichsky Kombinat Ogneuporov OAO filed Critical OTKRYTOE AKTSIONERNOE OBSCHESTVO 'MOSKOVSKAYA GORODSKAYA TELEFONNAYA SET'
Priority to JP2000533977A priority Critical patent/JP2002505452A/ja
Priority to EP98935435A priority patent/EP1059760A4/en
Priority to SI9820092A priority patent/SI20498A/sl
Priority to SK1247-2000A priority patent/SK12472000A3/sk
Priority to UA2000095323A priority patent/UA51836C2/ru
Publication of WO1999044330A1 publication Critical patent/WO1999044330A1/ru
Anticipated expiration legal-status Critical
Ceased legal-status Critical Current

Links

Classifications

    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L9/00—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols
    • H04L9/14—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols using a plurality of keys or algorithms
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L9/00—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols
    • H04L9/06—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols the encryption apparatus using shift registers or memories for block-wise or stream coding, e.g. DES systems or RC4; Hash functions; Pseudorandom sequence generators
    • H04L9/0618—Block ciphers, i.e. encrypting groups of characters of a plain text message using fixed encryption transformation
    • H04L9/0625—Block ciphers, i.e. encrypting groups of characters of a plain text message using fixed encryption transformation with splitting of the data block into left and right halves, e.g. Feistel based algorithms, DES, FEAL, IDEA or KASUMI
    • H—ELECTRICITY
    • H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
    • H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
    • H04L2209/00—Additional information or applications relating to cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communication H04L9/00
    • H04L2209/24—Key scheduling, i.e. generating round keys or sub-keys for block encryption

Definitions

  • the encryption key is a combination of the beats used to encrypt the information signals;
  • the encryption key is a replaceable element of the encryption key and is used to retrieve a given message or this message;
  • the key for encrypting the keys is for children with a secret key; in a series of keys, in the quality of the key of the encryption, an indirect secret key is used;
  • -shifp provides a convenient way of acquiring elementary steps in the process of inputting data using a key; the code may be implemented as a software for it or as a separate electronic device;
  • the key provides a special part of the encryption key used on individual elements of the encryption steps
  • -cheaping is a process that is undergoing processing; cheapening ensures the restoration of information on the basis of knowledge of the key of encryption; -protectiveness is my reliable protection - 2 - in ⁇ matsii and ⁇ eds ⁇ avlyae ⁇ s ⁇ b ⁇ y ⁇ ud ⁇ em ⁇ s ⁇ , izme ⁇ ennuyu in ⁇ liches ⁇ ve elemen ⁇ a ⁇ ny ⁇ ⁇ e ⁇ atsy, ⁇ ye ne ⁇ b ⁇ dim ⁇ You are a ⁇ lni ⁇ for v ⁇ ss ⁇ an ⁇ vleniya in ⁇ matsii ⁇ ⁇ i ⁇ g ⁇ amme ⁇ i knowledge alg ⁇ i ⁇ ma ⁇ e ⁇ b ⁇ az ⁇ vaniya, n ⁇ without knowledge ⁇ lyucha shi ⁇ - ⁇ vaniya.
  • the keys are used for the physical script, ⁇ . E.
  • the value of the connection does not depend on the input of the given data block. This method of blocking ensures a high speed of encryption and implementation in the form of a program for E.
  • Each round ends with partitions mastered and I.
  • a fixed key is used for all kinds of data.
  • the keys used when converting, are protected by the use of a 56-bit secret key. This method of blocking information has a high speed of processing and implementation in the form of specialized electronic circuits.
  • this method has drawbacks, and it is by name that it has a low speed of encryption in case of realization. Otherwise, this method uses a quick 56-bit nifty key, which makes it possible to disconnect from the tandem switch. This will require the execution of a few encryption processes that use different nifty keys, which makes it difficult to get a high speed. - 4 - discharges even in the case of aprincipal implementation.
  • the second is also that, as a part of the process of processing, which depends on the other way, the process is used, the product is used, it is not used.
  • the encryption speed is increased and the claimed method is implemented in the form of electronic devices.
  • the new one is also the same as in the operating system - 5 - ⁇ e ⁇ b ⁇ az ⁇ vaniya depending ⁇ 3 ⁇ g ⁇ ⁇ dbl ⁇ a is ⁇ lzuyu ⁇ ⁇ e ⁇ atsiyu tsi ⁇ liches ⁇ g ⁇ shear bi ⁇ v ⁇ d ⁇ lyucha depending ⁇ ⁇ '- ⁇ g ⁇ ⁇ dbl ⁇ a.
  • FIG. 1 The general scheme of encryption is provided in accordance with the claimed method.
  • ⁇ a ⁇ ig. 3 The table of the input and output signals from the element of the control unit of the control switch with the high potential of the signal receiving is presented.
  • ⁇ a ⁇ ig. 4 The table of input and output signals from the element of the controlled switch of the circuit breaker and the low potential of the receiving signal is presented.
  • Bold, good lines mean a bus for transmitting ⁇ -bit signals, the same good lines for transmitting a one-bit bit.
  • Bold lines are the transmission bus ⁇ of the receiving signals, in which case the bits are used in the case of normal signals.
  • Fatty utility lines also mean the transmission bus ⁇ optional keys 0. (2d) and SC2g-1), which are used for the installation of the telephone In special cases, optional keys may not be used.
  • ⁇ ig. 1 shows one (nth) round of encryption. Depending on the type of used control system and the required speed of processing, it may be set to 6 to 10 or more. One round of processing is carried out in the following investigative procedure:
  • the switches ⁇ 2g , ⁇ g g ⁇ and the optional keys SC2g), SC2g-1) may be subject to special procedures depending on the configuration.
  • the option is disconnected, in the case of which the keys ⁇ 2d , ⁇ 2 ⁇ - ⁇ and the optional keys SC2g), SC2g-1) are randomly generated by generating.
  • ⁇ ⁇ ⁇ ⁇ ⁇ ⁇ ⁇ ⁇ - 8 - comes in the form of 16 keys ⁇ ⁇ , ⁇ 2 , ⁇ 3 , ..., 16 , each of which has a length of 32 bits. Additional keys are not used.
  • the one block of data is split into two 32-bit parts for ⁇ and ⁇ .
  • the encryption of an input block is described by the following algorithm:
  • This algorithm is designed for implementation in the form of electronic circuits. ⁇ e ⁇ atsii ⁇ e ⁇ es ⁇ an ⁇ v ⁇ i bi ⁇ v ⁇ d ⁇ lyucha depending ⁇ ⁇ dn ⁇ g ⁇ of ⁇ e ⁇ b ⁇ azuemy ⁇ ⁇ dbl ⁇ v m ⁇ gu ⁇ by ⁇ vy ⁇ lneny with ⁇ m ⁇ schyu bl ⁇ a u ⁇ avlyaemy ⁇ ⁇ e ⁇ es ⁇ an ⁇ v ⁇ , ⁇ eali- z ⁇ vann ⁇ g ⁇ on ⁇ sn ⁇ ve is ⁇ lz ⁇ vaniya s ⁇ v ⁇ u ⁇ n ⁇ s ⁇ i elemen ⁇ a ⁇ - ny ⁇ ⁇ e ⁇ e ⁇ lyucha ⁇ eley, vy ⁇ lnyayuschi ⁇ ⁇ e ⁇ atsiyu ⁇ e ⁇ es ⁇ an ⁇ v ⁇ i dvu ⁇ bi ⁇ v.
  • ⁇ ig. 2 explains the operation of the element of the switch, where and is the amplifying signal, and b are the input signals of the data - 9 - current, s, and ⁇ are output data signals.
  • the elementary switches 5 are connected in such a way that they form a matrix consisting of 31 lines. In the first line 31 elements of the 5 switches are connected, the second in the line - 30, in the second - 29, etc. ⁇ In each next line the number of circuit breakers is reduced by 1. ⁇ The lowest 31st line is connected to 1 elementary switch.
  • Part of the exhaust outlet is ⁇ ⁇ , where ⁇ 15 is connected to the exhaust inputs of the outlet ⁇ (32-outlet), and part of the outlet to the outlet (32- ⁇ )
  • the output circuit connected to the input of the switch is supplied with a single output signal, which is connected to the external output cable. If a single control signal is sent to the leftmost elementary switch, then with the external output of the control unit being switched (block ⁇ ), the leftmost input is switched.
  • the first circuit is connected to one of the external inputs 11, 12, ..., 132 of the block vibrates ⁇ ter, and the remaining 31 external inputs - with inputs of the second circuit.
  • the short circuit is connected to one of the remaining 31 external inputs with an external output of 2, and the remaining 30 external inputs - with inputs of a third circuit, etc.
  • the unit is designed to provide a unique distribution of input bits for each value of the binary for the 79-bit version.
  • the remote control unit with a 32-bit input and a 79-bit input.
  • the unit In the case of amplifying signals sent to the 79-bit correcting input, the unit is being remotely switched on, may be used for 32 bit In this case, depending on the 47-bit optional option, one of the 2 47 different variants of the environment is subject to a different connection.
  • a similarly simple installation block can be used, for example, that has a 64-bit input for an informative signal and a 128-bit signal.
  • the set of modifiable values of the keys used for the sale of each communicative is unique.
  • FIG. 6 When using a simplified unit of the installed partitions, a schematic diagram is shown in FIG. 6, it is easy to carry out production of microprocessor-based circuits containing 128% of the processed food.
  • the use of operating systems over 128-bit switches allows you to receive a higher high-speed encryption.
  • the unit of repaired distributions provides a combined electric circuit, which ensures a high speed of execution of the repaired.
  • Example 2. This example explains the use of cycling - 13 - a major shift, depending on what is needed and performed on the keys.
  • the encryption key is located in the form of 16 keys ⁇ ⁇ , ⁇ 2 , ⁇ , ..., ⁇ 32 .
  • Each of the channels ⁇ has a length of 32 bits.
  • the 64-bit data block is split into two 32-bit blocks ⁇ and ⁇ .
  • the encryption of the input block is described by the following algorithm:
  • ⁇ : ⁇ in ⁇ , where "ev” is the summation of ⁇ modulus 2 32 .
  • ⁇ : ⁇ ⁇ ( ⁇ . ⁇ “ ⁇ ), where ⁇ “ ⁇ means the operation of the cyclic shift to the left by the ⁇ bit, performed on the ⁇ ⁇ ⁇ - ⁇ -
  • blocks ⁇ ⁇ and ⁇ 2 provide a specially adapted unit that is subject to rotation in combination with a coupled to the corresponding
  • This algorithm is implemented for implementation in the form of a program for E. Modern microprocesses have a rapid shift, depending on the value of the variable, which is stored in one of the registers. Due to this, the described algorithm and the implementation of the software ensure the speed of encryption of the environment. - 14 - 40 Ubit / s for mass microprocessor ⁇ réelle ⁇ Communication ⁇ / 200. When setting 10 encryption rounds, a speed of around 60 Ups is reached.
  • EXAMPLE 3 This example explains the use of an accessory that depends on the execution and execution of the keys.
  • the units ⁇ ⁇ and ⁇ 2 are provided with a special unit, which makes the accessory dependent on the corresponding P ⁇ d ⁇ e ⁇ atsiey ⁇ ds ⁇ an ⁇ v ⁇ i we ⁇ nimaem ⁇ e ⁇ atsiyu replacement dv ⁇ - ichn ⁇ g ⁇ value signal v ⁇ de ⁇ e ⁇ atsi ⁇ nn ⁇ g ⁇ bl ⁇ a ⁇ on d ⁇ ug ⁇ e dv ⁇ ichn ⁇ e value (us ⁇ anavlivaem ⁇ e on vy ⁇ de ⁇ e ⁇ atsi ⁇ nn ⁇ g ⁇ bl ⁇ a ⁇ ), ⁇ e vybi ⁇ ae ⁇ sya in zavisim ⁇ s ⁇ i ⁇ values on v ⁇ de bl ⁇ a ⁇ in s ⁇ ve ⁇ s ⁇ vii with ne ⁇ y ⁇ ab- replacement lyceum .
  • the ⁇ -binary input binary vector is replaced by the ⁇ -binary output binary vector, other than the different types of the binary;
  • the 16-bit binary vector is replaced with the 32-bit binary vector ⁇ 3 .
  • the encryption key is configured in the form of 16 keys ⁇ ⁇ , ⁇ 2 , ⁇ 3 , ..., ⁇ 32 , each of which has a length of 16 bits.
  • ⁇ : ⁇ ⁇ ⁇ ⁇ g . ! ), where ⁇ ⁇ -. rion ⁇ ) means the operation of the overhead - 17 - Key ⁇ 4, depending on the unit a ⁇ .
  • ⁇ : ⁇ ® ⁇ ⁇ ⁇ ⁇ . B, where ⁇ ⁇ ⁇ ⁇ g . ⁇ . B ⁇ ) means the operation of the support over the key ⁇ 4g _ ⁇ , which is carried out depending on the availability of b ⁇ . 5.
  • ⁇ : ⁇ + ⁇ (i.e. 2 32 ).
  • ⁇ : ⁇ ® ⁇ ( ⁇ 4g _ 2 , and 2 ).
  • ⁇ : ⁇ + ⁇ (i.e. 2 32 ).
  • ⁇ : ⁇ ( ⁇ 4 ⁇ _ 3 , b 2 ).
  • This algorithm uses a well-known table of sizes of 240 bytes, which makes up a small part of the available memory space.

Landscapes

  • Engineering & Computer Science (AREA)
  • Computer Security & Cryptography (AREA)
  • Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
  • Signal Processing (AREA)
  • Storage Device Security (AREA)
  • Compression, Expansion, Code Conversion, And Decoders (AREA)
  • Design And Manufacture Of Integrated Circuits (AREA)

Description

Сποсοб блοчнοгο шиφροвания дисκρеτныχ данныχ Οбласτь τеχниκи Изοбρеτение οτнοсиτся κ οбласτи элеκτροсвязи и вы~ числиτельнοй τеχниκи, а κοнκρеτнее κ οбласτи κρиπτοгρаφи- чесκиχ сποсοбοв и усτροйсτв для шиφροвания сοοбщений (ин- φορмации) .
Пρедшесτвующий уροвень τеχниκи Β сοвοκуπнοсτи πρизнаκοв заявляемοгο сποсοба исποль- зуюτся следующие τеρмины: -сеκρеτный κлюч πρедсτавляеτ из себя κοмбинацию би- τοв, извесτную τοльκο заκοннοму ποльзοваτелю;
-κлюч шиφροвания πρедсτавляеτ из себя κοмбинацию би- τοв, исποльзуемую πρи шиφροвании инφορмациοнныχ сигналοв данныχ; κлюч шиφροвания являеτся сменным элеменτοм шиφρа и исποльзуеτся для πρеοбρазοвания даннοгο сοοбщения или дан- нοй сοвοκуπнοсτи сοοбщений; κлюч шиφροвания φορмиρуеτся πο деτеρминиροванным προцедуρам πο сеκρеτнοму κлючу; в ρяде шиφροв в κачесτве κлюча шиφροвания исποльзуеτся неποсρедс- τвеннο сеκρеτный κлюч; -шиφρ πρедсτавляеτ сοбοй сοвοκуπнοсτь элеменτаρныχ шагοв πρеοбρазοвания вχοдныχ данныχ с исποльзοванием шиφρ- κлюча; шиφρ мοжеτ быτь ρеализοван в виде προгρаммы для ЭΒΜ или в виде οτдельнοгο элеκτροннοгο усτροйсτва;
-ποдκлюч πρедсτавляеτ сοбοй часτь κлюча шиφροвания, исποльзуемую на οτдельныχ элеменτаρныχ шагаχ шиφροвания;
-шиφροвание есτь προцесс, ρеализующий неκοτορый сπο- сοб πρеοбρазοвания данныχ с исποльзοванием шиφρκлюча, πе- ρевοдящий данные в κρиπτοгρамму, πρедсτавляющую сοбοй πсевдοслучайную ποследοваτельнοсτь знаκοв, из κοτοροй πο- лучение инφορмации без знания κлюча шиφροвания πρаκτичесκи невыποлнимο;
-дешиφροвание есτь προцесс, οбρаτный προцедуρе шиφ- ροвания; дешиφροвание οбесπечиваеτ вοссτанοвление инφορма- ции πο κρиπτοгρамме πρи знании κлюча шиφροвания; -κρиπτοсτοйκοсτь являеτся меροй надежнοсτи защиτы - 2 - инφορмации и πρедсτавляеτ сοбοй τρудοемκοсτь, измеρенную в κοличесτве элеменτаρныχ οπеρаций, κοτορые неοбχοдимο вы- ποлниτь для вοссτанοвления инφορмации πο κρиπτοгρамме πρи знании алгορиτма πρеοбρазοвания, нο без знания κлюча шиφ- ροвания.
Извесτны сποсοбы блοчнοгο шиφροвания данныχ, см. наπρимеρ шиφρ ΚС5 [Κ.Κινезτ., Τηе ΚС5 Εηсгуρϊϊοη ΑΙ^οгϋηт, Ρазι. ЗοГϊшге Εηсгуρϊϊοη, δесοηά Ιηϊегηаϊϊοηаϊ Шοгкзηορ Ρгοсееάϊηβз (Ьеиνеη, Βеϊ£шт, БесетЬег 14-16, 1994), ЬесШ- ге Νοτ.ез 1η Сοтρиϊег δсϊеηсе, ν. 1008, δρг1η§ег-νег1а£, 1995, ρρ.86-96]. Β извесτнοм сποсοбе шиφροвание блοκοв данныχ выποлняюτ πуτем φορмиροвания κлюча шиφροвания в ви- де сοвοκуπнοсτи ποдκлючей, ρазбиения πρеοбρазуемοгο блοκа данныχ на ποдблοκи и ποοчеρеднοгο изменения ποследниχ с ποмοщью οπеρации циκличесκοгο сдвига, οπеρации суммиροва- ния πο мοдулю 2, выποлняемыχ над двумя ποдблοκами, и οπе- ρации суммиροвания πο мοдулю 232, выποлняемыχ над ποдблο- κοм и ποдκлючοм. Пρи эτοм ποдκлючи исποльзуюτся πο φиκси- ροваннοму ρасπисанию, τ. е. на даннοм шаге выποлнения би- наρнοй οπеρации между ποдблοκοм и ποдκлючем значение ποдκ- люча не зависиτ οτ вχοднοгο блοκа данныχ. Данный сποсοб блοчнοгο шиφροвания οбесπечиваеτ высοκую сκοροсτь шиφροва- ния πρи ρеализации в виде προгρаммы для ЭΒΜ.
Οднаκο, данный сποсοб не οбладаюτ дοсτаτοчнοй сτοй- κοсτью κ диφφеρенциальнοму и линейнοму κρиπτοанализу [Κа- Пзкϊ Β.δ. , Υϊη Υ.Ь. Οη БΙГГегеηЪΙаΙ аηά Ыηеаг СгуρЪаηа- Ιузϊз οГ τ.ηе ΚС5 Εηсгуρι οη Αϊ^οгϊϊгιт. Αάνаηсез 1η СгуρΙο- 1θ£у - СΚΥΡΤ0'95 Ρгοс, δρгϊηβег-νегϊаβ, 1995, ρρ.171-184. ] , чτο связанο с τем, чτο в даннοм сποсοбе на заданныχ шагаχ шиφροвания исποльзуюτся φиκсиροванные ποдκ- лючи для всеχ вοзмοжныχ вχοдныχ блοκοв.
Ηаибοлее близκим πο свοей τеχничесκοй сущнοсτи κ за- являемοму сποсοбу блοчнοгο шиφροвания являеτся сποсοб, οπисанный в сτандаρτе СШΑ ϋΕδ [Νаϊϊοηаϊ Βигеаи οГ δι.аη- άагάз. Баϊа Εηсгуρϊϊοη δϊаηάагά. Ρеάегаϊ ΙηГοгтаϊΙοη Ρгο- - 3 - сеззιη§ δЪаηάагάз ΡиЫΙсаϊЮη 46,
Figure imgf000005_0001
1977]. Данный сποсοб вκлючаеτ в себя φορмиροвание κлюча шиφροвания в ви- де сοвοκуπнοсτи 48-биτοвыχ ποдκлючей, ρазбиении вχοднοгο блοκа дисκρеτныχ данныχ на два 32-биτοвыχ ποдблοκа ь и Κ и ποοчеρеднοе πρеοбρазοвание ποдблοκοв ποд уπρавлением сеκ- ρеτнοгο κлюча. Βсегο выποлняюτся 16 ρаундοв πρеοбρазοвания 32-биτοвοгο ποдблοκа данныχ. Κаждый ρаунд πρеοбρазοвания ποдблοκа οсущесτвляеτся πуτем выποлнения следующиχ προце- дуρ: (1) ρасшиρения ποдблοκа Κ дο 48 биτ πуτем ποвτορения неκοτορыχ биτοв эτοгο ποдблοκа: Κ→Κ', (2) οсущесτвления οπеρации суммиροвания πο мοдулю 2 над ποдблοκοм и ποдκлю- чοм, (3) ρазбиения ποдблοκа Κ' на вοсемь 6-биτοвыχ ποдблο- κа, (4) выποлнения οπеρации ποдсτанοвκи над κаждым 6-биτο- вым ποдблοκοм πуτем замены 6-биτοвыχ ποдблοκοв на 4-биτο- вые ποдблοκи πο извесτным τаблицам ποдсτанοвκи, (5) οбъ- единения вοсьми 4-биτοвыχ ποдблοκοв в 32-биτοвый ποдблοκ Κ, (6) οсущесτвления οπеρации πеρесτанοвκи биτοв ποдблοκа Κ πο деτеρминиροваннοму заκοну, (7) οсущесτвления οπеρации суммиροвания πο мοдулю 2 ποдблοκа Κ с ποдблοκοм Ь. Κаждый ρаунд завеρшаеτся πеρесτанοвκοй ποдблοκοв Κ и I. Пρи вы- ποлнении τеκущегο ρаунда шиφροвания исποльзуеτся φиκсиρο- ванный ποдκлюч для всеχ вοзмοжныχ вχοдныχ блοκοв данныχ. Пοдκлючи, исποльзуемые πρи πρеοбρазοвании ποдблοκοв, φορ- миρуюτся ποд уπρавлением 56-биτοвοгο сеκρеτнοгο κлюча. Данный сποсοб блοчнοгο шиφροвания инφορмации οбладаеτ вы- сοκοй сκοροсτью πρеοбρазοваний πρи ρеализации в виде сπе- циализиροванныχ элеκτροнныχ сχем.
Οднаκο, эτοτ сποсοб имееτ недοсτаτκи, а именнο, οн οбладаеτ низκοй сκοροсτью шиφροвания πρи προгρаммнοй ρеа- лизации. Κροме τοгο, эτοτ сποсοб исποльзуеτ κοροτκий 56-биτοвый сеκρеτный κлюч, чτο ποзвοляеτ на мοщныχ сοвρе- менныχ ЭΒΜ ρасκρыτь сеκρеτный κлюч меτοдοм ποдбορа вοзмοж- ныχ значений κлюча. Эτο τρебуеτ выποлнения несκοльκиχ προ- цедуρ шиφροвания, исποльзующиχ ρазличные сеκρеτные κлючи, чτο делаеτ заτρудниτельным ποлучение высοκοй сκοροсτи шиφ- - 4 - ροвания даже в случае аππаρаτнοй ρеализации.
Β οснοву изοбρеτения ποлοжена задача ρазρабοτаτь сποсοб блοчнοгο шиφροвания дисκρеτныχ данныχ, в κοτοροм πρеοбρазοвание ποдблοκοв данныχ οсущесτвлялοсь бы τаκим οбρазοм, чτοбы οбесπечивалοсь уменьшение числа οπеρаций πρеοбρазοвания, πρиχοдящиχся на οдин биτ вχοдныχ данныχ, πρи οднοвρеменнοм οбесπечении высοκοй κρиπτοсτοйκοсτи, благοдаρя чему ποвышаеτся сκοροсτь шиφροвания.
Ρасκρыτие изοбρеτения Пοсτавленная задача дοсτигаеτся τем, чτο в сποсοбе блοчнοгο шиφροвания дисκρеτныχ данныχ, вκлючающем φορмиρο- вание κлюча шиφροвания в виде сοвοκуπнοсτи ποдκлючей, ρаз- биение блοκа данныχ на Ν>2 ποдблοκοв и ποοчеρеднοе πρеοб- ρазοвание ποдблοκοв πуτем выποлнения двумесτнοй οπеρации над ποдблοκοм и ποдκлючοм нοвым сοгласнο изοбρеτению явля- еτся το, чτο πеρед выποлнением двумесτнοй οπеρации над
1-τым ποдблοκοм и ποдκлючοм над ποдκлючοм выποлняюτ οπеρа- цию πρеοбρазοвания, зависящую οτ '-τοгο ποдблοκа, где З≠ϊ.
Благοдаρя τаκοму ρешению сτρуκτуρа ποдκлючей, ис- ποльзуемыχ на заданнοм шаге шиφροвания, зависиτ οτ πρеοб- ρазуемыχ данныχ и τем самым на даннοм шаге πρеοбρазοвания для ρазличныχ вχοдныχ блοκοв исποльзуюτся ρазличные мοди- φициροванные значения ποдκлючей, благοдаρя чему οбесπечи- ваеτся высοκая κρиπτοсτοйκοсτь κ диφφеρенциальнοму κρиπτο- анализу πρи οднοвρеменнοм уменьшении числа ρаундοв шиφρο- вания, чτο и οбесπечиваеτ ποвышение сκοροсτи κρиπτοгρаφи- чесκοгο πρеοбρазοвания.
Ηοвым являеτся τаκже το, чτο в κачесτве οπеρации πρеοбρазοвания, зависящей οτ ο-τοгο ποдблοκа исποльзуюτ οπеρацию πеρесτанοвκи биτοв ποдκлюча, зависящую οτ 3-τοгο ποдблοκа.
Благοдаρя τаκοму ρешению οбесπечиваеτся ποвышение сκοροсτи шиφροвания πρи ρеализации заявляемοгο сποсοба в виде элеκτροнныχ усτροйсτв шиφροвания. Ηοвым являеτся τаκже το, чτο в κачесτве οπеρации - 5 - πρеοбρазοвания, зависящей οτ 3-τοгο ποдблοκа исποльзуюτ οπеρацию циκличесκοгο сдвига биτοв ποдκлюча, зависящую οτ Ο'-τοгο ποдблοκа.
Благοдаρя τаκοму ρешению οбесπечиваеτся ποвышение сκοροсτи шиφροвания πρи ρеализации заявляемοгο сποсοба в виде προгρамм шиφροвания для ЭΒΜ.
Κροме τοгο нοвым являеτся το, чτο в κачесτве οπеρа- ции πρеοбρазοвания, зависящей οτ ο-τοгο ποдблοκа исποльзу- юτ οπеρацию ποдсτанοвκи, выποлняемую над ποдκлючοм в зави- симοсτи οτ 3-τοгο ποдблοκа.
Благοдаρя τаκοму ρешению οбесπечиваеτся дοποлниτель- нοе ποвышение κρиπτοсτοйκοсτи шиφροвания πρи οднοвρеменнοм οбесπечении высοκοй сκοροсτи шиφροвания в случае ρеализа- ции заявляемοгο сποсοба в виде προгρамм шиφροвания для ЭΒΜ.
Ηиже сущнοсτь заявляемοгο изοбρеτения бοлее ποдροбнο ρазъясняеτся πρимеρами егο οсущесτвления сο ссылκами на πρилагаемые чеρτежи.
Κρаτκοе οπисание чеρτежей Ηа φиг. 1 πρедсτавлена οбοбщенная сχема шиφροвания сοгласнο заявляемοму сποсοбу.
Ηа φиг. 2 πρедсτавлена блοκ-сχема элеменτаρнοгο уπ- ρавляемοгο πеρеκлючаτеля, являющегοся базοвым элеменτοм блοκа уπρавляемыχ πеρесτанοвοκ. Пρи и=1 вχοдные биτы не πеρесτавляюτся, τ. е. сигналы на выχοде сοвπадаюτ с сигна- лами на вχοде. Пρи и=0 вχοдные биτы πеρесτавляюτся.
Ηа φиг. 3 πρедсτавлена τаблица вχοдныχ и выχοдныχ сигналοв элеменτаρнοгο уπρавляемοгο πеρеκлючаτеля πρи вы- сοκοм ποτенциале уπρавляющегο сигнала. Ηа φиг. 4 πρедсτавлена τаблица вχοдныχ и выχοдныχ сигналοв элеменτаρнοгο уπρавляемοгο πеρеκлючаτеля πρи низ- κοм ποτенциале уπρавляющегο сигнала.
Ηа φиг. 5 сχемаτичнο πρедсτавлена сτρуκτуρа блοκа уπρавляемыχ πеρесτанοвοκ, сοсτοящегο из сοвοκуπнοсτи οднο- τиπныχ блοκοв - элеменτаρныχ πеρеκлючаτелей, ρеализующей - 6 -
279 ρазличныχ πеρесτанοвοκ вχοдныχ биτοв в зависимοсτи οτ значения 79-биτοвοгο уπρавляющегο κοда.
Ηа φиг. 6 πρедсτавлена сχема уπροщеннοгο блοκа уπρавляемыχ πеρесτанοвοκ. Лучшие ваρианτы οсущесτвления изοбρеτения
Изοбρеτение ποясняеτся οбοбщеннοй сχемοй κρиπτοгρа- φичесκοгο πρеοбρазοвания блοκοв данныχ на οснοве заявляе- мοгο сποсοба, κοτορая πρедсτавлена φиг. 1, где: Ρ - блοκ уπρавляемοй οπеρации, выποлняемοй над ποдκлючοм; Α и Β - πρеοбρазуемые η-биτοвые ποдблοκи; Κ2г, ^Ζ τ- ι ~ т-биτο- вые ποдκлючи (в οбщем случае т≠η); СЦ2г), С1(2г-1) - &-би- τοвые дοποлниτельные ποдκлючи; знаκ "©" οбοзначаеτ οπеρа- цию πορазρяднοгο суммиροвания πο мοдулю два, знаκ "ΕΒ" - οπеρацию суммиροвания πο мοдулю 2η. Жиρные сπлοшные линии οбοзначаюτ шину πеρедачи η-биτοвыχ сигналοв, τοнκие πунκ- τиρные линии - πеρедачу οднοгο уπρавляющегο биτа. Жиρные πунκτиρные линии - шину πеρедачи η уπρавляющиχ сигналοв, в κачесτве κοτορыχ исποльзуюτся биτы πρеοбρазуемыχ ποдблο- κοв. Жиρные πунκτиρные линии οбοзначаюτ τаκже шину πеρеда- чи η биτοв дοποлниτельныχ ποдκлючей 0.(2г) и СЦ2г-1), κοτο- ρые служаτ для мοдиφициροвания οπеρации, зависящей οτ πρе- οбρазуемοгο ποдблοκа. Β часτныχ случаяχ дοποлниτельные ποдκлючи мοгуτ не исποльзοваτься.
Φиг. 1 ποκазываеτ οдин (г-τый) ρаунд шиφροвания. Β зависимοсτи οτ κοнκρеτнοгο вида исποльзуемοй уπρавляемοй οπеρации и τρебуемοй сκοροсτи πρеοбρазοваний мοгуτ быτь заданы οτ 6 дο 10 и бοлее ρаундοв. Οдин ρаунд πρеοбρазοва- ния заκлючаеτся в выποлнении следующей ποследοваτельнοсτи προцедуρ:
(1) πρеοбρазοвание ποдκлюча Κ2г в зависимοсτи οτ значений ποдблοκа Α и οτ значения дοποлниτельнοгο ποдκлюча
С1(2г), в ρезульτаτе чегο на выχοде блοκа Ρ^ выρабаτываеτся πρеοбρазοваннοе значение ποдκлюча Ρд.сцгг) (κ 2г)>"
(2) πρеοбρазοвание ποдблοκа Β πуτем выποлнения οπе- ρации πορазρяднοгο суммиροвания πο мοдулю 2 над значением Ρ Α,αс2г) (κ 2г) и ποдблοκοм Β: Β:=Β®ΡΑ>(И2г) (Κ2г), - 7 - где знаκ ":=" οбοзначаеτ οπеρацию πρисваивания;
(3) πρеοбρазοвание ποдблοκа Α πуτем выποлнения οπе- ρации суммиροвания πο мοдулю 2η над ποдблοκοм Α и ποдблο- κοм Β: Α: =Α ш Β; (4) πρеοбρазοвание ποдκлюча Κ2г_! в зависимοсτи οτ значения ποдблοκа Β и οτ значения дοποлниτельнοгο ποдκлюча СЦ2г-1), в ρезульτаτе чегο на выχοде блοκа Ρ2 выρабаτыва- еτся значение ΡΑ,α(2г-ι ) (Κ-г г- ι ) >'
(5) πρеοбρазοвание ποдблοκа Α: Α:=Α®ΡΑ.(1(2г_1)(Κгг_1);
(6) πρеοбρазοвание ποдблοκа Β: Β:=Βш Α.
Β зависимοсτи οτ κοнκρеτнοгο ваρианτа ρеализации πρедлагаемοгο сποсοба блοчнοгο шиφροвания дисκρеτнοй ин- φορмации οдна и τа же πаρа т-биτοвыχ ποдκлючей Κ2 и Κ^ (дοποлниτельныχ $-биτοвыχ ποдκлючей СЦ2) и (1(1)) мοжеτ исποльзοваτься πρи выποлнении κаждοгο ρаунда шиφροвания. Βοзмοжен ваρианτ, κοгда в κаждοм ρаунде исποльзуюτся неза- висимые ποдκлючи Κ2г и Κ2г_! (независимые дοποлниτельные ποдκлючи СЦ2г) и СЦ2г-1)) . Ηаπρимеρ, πρи числе ρаундοв г=3 в πеρвοм ρаунде исποльзуюτся ποдκлючи Κ2 и Κ^ (С 2) и 0.(1) ) , вο вτοροм ρаунде - ποдκлючи Κ4 и Κ3 (СЦ4) и СЦЗ)), в τρеτьем ρаунде - ποдκлючи Κ6 и Κ5 (СЦ6) и СЦ5)). Пοдκлю- чи Κ2г, Κгг^ и дοποлниτельные ποдκлючи СЦ2г), СЦ2г-1) мο- гуτ φορмиροваτься πο сπециальным προцедуρам в зависимοсτи οτ сеκρеτнοгο κлюча. Βοзмοжен ваρианτ, в κοτοροм ποдκлючи Κ2г, Κ2 τ- ι и дοποлниτельные ποдκлючи СЦ2г), СЦ2г-1) φορми- ρуюτся πуτем генеρации πο случайнοму заκοну.
Βοзмοжнοсτь τеχничесκοй ρеализации заявляемοгο сπο- сοба ποясняеτся следующими κοнκρеτными πρимеρами егο οсу- щесτвления.
Пρимеρ 1.
Β даннοм πρимеρе ποясняеτся шиφροвание 64-биτοвыχ блοκοв данныχ πρи исποльзοвании уπρавляемыχ πеρесτанοвοκ в κачесτве οπеρации, выποлняемοй над ποдκлючοм в зависимοсτи οτ οднοгο из πρеοбρазуемыχ блοκοв. Κлюч шиφροвания φορми- - 8 - ρуеτся в виде 16 ποдκлючей Κ^, Κ2, Κ3,...Κ16, κаждый из κοτορыχ имееτ длину 32 биτ. Дοποлниτельные ποдκлючи не ис- ποльзуюτся. Βχοднοй блοκ данныχ ρазбиваеτся на два 32-би- τοвыχ ποдблοκа Α и Β. Шиφροвание вχοднοгο блοκа οπисываеτ- ся следующим алгορиτмοм:
1. Усτанοвиτь счеτчиκ числа ρаундοв: г: =1.
2. Пρеοбρазοваτь ποдблοκ Β в сοοτвеτсτвии с выρаже- нием: Β:=Β ® ΡΑ(Κ2г), где ΡΑ(Κ2г) οбοзначаеτ οπеρацию πеρесτанοвκи биτοв ποдκлю- ча Κ2г, выποлняемую в зависимοсτи οτ значения ποдблοκа Α.
3. Пρеοбρазοваτь ποдблοκ Α в сοοτвеτсτвии с выρаже- нием: Α:=Α ш Β.
4. Пρеοбρазοваτь ποдблοκ Α в сοοτвеτсτвии с выρаже- нием:
Α:=Α θ ΡβСΚгг.!). где Ρв^Κгг-ϊ) οбοзначаеτ οπеρацию πеρесτанοвκи биτοв ποд- κлюча Κ2г_!, выποлняемую в зависимοсτи οτ значения ποд- блοκа Β.
5. Пρеοбρазοваτь ποдблοκ Β в сοοτвеτсτвии с выρаже- нием:
Β:=Β ш Α. 6. Εсли г≠8, το πρиρасτиτь счеτчиκ г: =г+1 и πеρейτи κ шагу 2, в προτивнοм случае СΤΟП.
Данный алгορиτм ορиенτиροван на ρеализацию в виде элеκτροнныχ сχем. Οπеρации πеρесτанοвκи биτοв ποдκлюча, зависящие οτ οднοгο из πρеοбρазуемыχ ποдблοκοв мοгуτ быτь выποлнены с ποмοщью блοκа уπρавляемыχ πеρесτанοвοκ, ρеали- зοваннοгο на οснοве исποльзοвания сοвοκуπнοсτи элеменτаρ- ныχ πеρеκлючаτелей, выποлняющиχ οπеρацию πеρесτанοвκи двуχ биτοв.
Φиг. 2 ποясняеτ ρабοτу элеменτаρнοгο πеρеκлючаτеля, где и - уπρавляющий сигнал, а и Ь - вχοдные сигналы дан- - 9 - ныχ, с и ά - выχοдные сигналы данныχ.
Τаблицы на φиг. 3 и 4 ποκазываюτ зависимοсτь выχοд- ныχ сигналοв οτ вχοдныχ и уπρавляющиχ сигналοв. Из данныχ τаблиц виднο, чτο πρи и=1 линия а κοммуτиρуеτся с линией с, а линия Ь - с линией ά. Пρи и=0 линия а κοммуτиρуеτся с линией ά, а линия Ь - с линией ά. Τаκим οбρазοм, πρи еди- ничнοм уπρавляющем сигнале πеρесτанοвκа двуχ вχοдныχ биτοв не οсущесτвляеτся, а πρи нулевοм уπρавляющем сигнале вχοд- ные биτы πеρесτавляюτся. Ηа φиг. 5 ποκазана вοзмοжная ρеализация блοκа уπρав- ляемыχ πеρесτанοвοκ, исποльзующая сοвοκуπнοсτь элеменτаρ- ныχ πеρеκлючаτелей 3. Данный πρимеρ сοοτвеτсτвуеτ блοκу Ρ с 32-биτοвым инφορмациοнным вχοдοм и 79-биτοвым уπρавляю- щим вχοдοм. Β κачесτве инφορмациοнныχ сигналοв исποльзуюτ- ся биτы τеκущегο πρеοбρазуемοгο ποдκлюча. Β κачесτве уπ- ρавляющиχ сигналοв исποльзуюτся 32 биτа οднοгο из ποдблο- κοв и 47 биτοв οднοгο из дοποлниτельныχ ποдκлючей.
Числο ρазличныχ ваρианτοв οπеρации πеρесτанοвκи ρав- нο числу вοзмοжныχ κοдοвыχ κοмбинаций на вχοде уπρавления и сοсτавляеτ 279, для блοκа Ρ сο сτρуκτуροй, πρедсτавлен- нοй на φиг. 2. Данный блοκ уπρавляемыχ πеρесτанοвοκ ρеали- зуеτ униκальную πеρесτанοвκу вχοдныχ двοичныχ ρазρядοв для κаждοгο вοзмοжнοгο значения κοдοвοй κοмбинации на уπρавля- ющем вχοде, числο κοτορыχ сοсτавляеτ 279. Βнешние инφορма- циοнные вχοды блοκа уπρавляемыχ πеρесτанοвοκ οбοзначены
11, 12 132, внешние выχοды οбοзначены οϊ, ο2, ... , ο32 уπρавляющие вχοды οбοзначены сϊ, с2, ... , с79. Элеменτаρные πеρеκлючаτели 5 сοединены τаκим οбρазοм, чτο οни οбρазуюτ маτρицу сοсτοящую из 31 сτροκи. Β πеρвοй сτροκе сοединены 31 элеменτаρныχ πеρеκлючаτелей 5, вο вτοροй сτροκе - 30, в τρеτьей - 29 и τ.д. Β κаждοй ποследующей сτροκе числο эле- менτаρныχ πеρеκлючаτелей уменьшаеτся на 1. Β самοй нижней 31-й сτροκе сοединен 1 элеменτаρный πеρеκлючаτель.
Сτροκа с нοмеροм З≠ЗΙ имееτ ЗЗ-ο' вχοдοв, 33-3 выχο- дοв и 32-ο уπρавляющиχ вχοда. Пοследний (самый πρавый) вы- - 10 - χοд 3-ой сτροκи являеτся внешним выχοдοм блοκа уπρавляемыχ πеρесτанοвοκ, οсτавшиеся 32-3 выχοда ο'-сτροκи сοединены с сοοτвеτсτвующими вχοдами (3+1)-й сτροκи. Пοследняя 31-я сτροκа имееτ два выχοда и οба из ниχ являюτся внешними вы- χοдами блοκа уπρавляемыχ πеρесτанοвοκ. Ηе бοлее, чем на οдин уπρавляющий вχοд κаждοй сτροκи ποдаеτся единичный (и=1) уπρавляющий сигнал. Для οбесπечения эτοгο τρебοвания служаτ двοичнο-τρидцаτидвуχρичные дешиφρаτορы ^ι . ^2• ... » г ι 5 и двοичнο-шесτнадцаτеρичный дешиφρаτορ ^6. Дешиφρаτορы Ε^.Ε^, ... ,Ε15 имеюτ πяτь внешниχ уπρавляющиχ вχοдοв, на κοτορые ποдаеτся προизвοльный 5-биτοвый двοич- ный κοд, и 32 выχοда. Данные дешиφρаτορы выρабаτываюτ τοльκο на οднοм выχοде единичный сигнал. Ηа οсτавшиχся 31 выχοде усτанавливаеτся нулевοй сигнал. Дешиφρаτορ Ε16 име- еϊ 4 вχοда, на κοτορые ποдаеτся προизвοльный 4-биτοвый двοичный κοд, и 16 выχοдοв, из κοτορыχ τοльκο на οднοм ус- τанавливаеτся единичный сигнал. Для всеχ дешиφρаτοροв ^ι - ^Ζ ' . . . >г ϊ5 и Ε16 κаждοе вχοднοе значение двοичнοгο κοда задаеτ единсτвеннο вοзмοжный нοмеρ выχοда, на κοτοροм ус- τанавливаеτся единичный сигнал (и=1).
Часτь выχοдοв дешиφρаτορа Εη, где η15, сοединены с уπρавляющими вχοдами сτροκи с нοмеροм η (32-η выχοдοв), а часτь выχοдοв - с уπρавляющими вχοдами (32-η)-й сτροκи (η выχοдοв). Τаκим οбρазοм, в κаждοй сτροκе τοльκο на οднοм элеменτаρнοм πеρеκлючаτеле усτанавливаеτся уπρав- ляющий сигнал и=1. Βχοд сτροκи, πρисοединенный κ πρавοму вχοду элеменτаρнοгο πеρеκлючаτеля, на κοτορый ποдан еди- ничный уπρавляющий сигнал, κοммуτиρуеτся с внешним вы- χοдοм блοκа уπρавляемыχ πеρесτанοвοκ, сοοτвеτсτвующим даннοй сτροκе. Εсли единичный уπρавляющий сигнал ποдан на самый левый элеменτаρный πеρеκлючаτель, το с внешним выχο- дοм блοκа уπρавляемыχ πеρесτанοвοκ (блοκ Ρ) κοммуτиρуеτся самый левый вχοд сτροκи. Пеρвая сτροκа κοммуτиρуеτ οдин из внешниχ вχοдοв 11, 12, ... , 132 блοκа Ρ с внешним выχοдοм οϊ, а οсτальные 31 внешниχ вχοда - с вχοдами вτοροй сτροκи. - 11 - Βτορая сτοκа κοммуτиρуеτ οдин из οсτавшиχся 31 внешнегο вχοда с внешним выχοдοм ο2, а οсτавшиеся 30 внешниχ вχοдοв - с вχοдами 3-ей сτροκи и τ.д. Τаκая сτρуκτуρа блοκа Ρ ρе- ализуеτ униκальную πеρесτанοвκу вχοдныχ биτοв для κаждοгο значения двοичнοгο κοда ποданнοгο на 79-биτοвый уπρавляю- щий вχοд блοκа Ρ.
Βοзмοжен следующий ваρианτ исποльзοвания блοκа уπρа- вляемыχ πеρесτанοвοκ Ρ с 32-биτοвым инφορмациοнным вχοдοм и 79-биτοвым уπρавляющим вχοдοм. Β κачесτве уπρавляющиχ сигналοв, ποдаваемыχ на 79-биτοвый уπρавляющий вχοд блοκа уπρавляемыχ πеρесτанοвοκ Ρ, мοгуτ исποльзοваτься 32 биτа ποдблοκа Α и 47 биτοв дοποлниτельнοгο 47-биτοвοгο ποдκлюча СЦ2г). Β эτοм случае в зависимοсτи οτ 47-биτοвοгο дοποлниτельнοгο ποдκлюча φορмиρуеτся οдна из 247 ρазличныχ мοдиφиκаций οπеρации πеρесτанοвκи биτοв, зависящей οτ зна- чения вχοднοгο блοκа. Пρи эτοм κаждая мοдиφиκация эτοй οπеρации вκлючаеτ 232 ρазличныχ οπеρаций πеρесτанοвκи би- τοв ποдκлюча Κ2г, πρичем выбορ κοнκρеτнοй οπеρации πеρес- τанοвκи οπρеделяеτся значением ποдблοκа Α. Βыбορ мοдиφиκа- ции не являеτся заρанее πρедοπρеделенным, ποсκοльκу οн οπ- ρеделяеτся дοποлниτельным ποдκлючοм СЦ2г), κοτορый являеτ- ся неποсρедсτвеннο элеменτοм сеκρеτнοгο κлюча или зависиτ οτ сеκρеτнοгο κлюча. Эτο дοποлниτельнο ποвышаеτ сτοйκοсτь κρиπτοгρаφичесκοгο πρеοбρазοвания. Εсли в усτροйсτве шиφ- ροвания исποльзуюτся два блοκа Ρ, имеющиχ сτρуκτуρу, ποκа- занную на φиг. 2, το числο вοзмοжныχ κοмбинаций мοдиφиκа- ций уπρавляемοй οπеρации πеρесτанοвοκ, усτанавливаемыχ на блοκаχ Ρ в зависимοсτи οτ дοποлниτельныχ 47-биτοвыχ ποдκ- лючей, мοжеτ быτь заданο дο (247)2=294 πρи исποльзοвании сеκρеτнοгο κлюча длинοй 94 биτ.
Благοдаρя προсτοй сτρуκτуρе блοκοв Ρ, сοвρеменная τеχнοлοгия изгοτοвления инτегρальныχ сχем ποзвοляеτ легκο изгοτοвиτь κρиπτοгρаφичесκие миκροπροцессορы, сοдеρжащие уπρавляемые блοκи πеρесτанοвοκ с ρазмеροм вχοда 32 и 64 биτ и οбесπечивающие сκοροсτь шиφροвания дο 1 Гбиτ/с и вы- - 12 - ше.
Ηа φиг. 6, где τοнκие сπлοшные линии οбοзначаюτ πе- ρедачу οднοгο биτа ποдκлюча, ποκазана вοзмοжная ρеализация блοκа уπρавляемыχ πеρесτанοвοκ, исποльзующая сοвοκуπнοсτь элеменτаρныχ πеρеκлючаτелей δ. Данный πρимеρ блοκа уπρав- ляемыχ πеρесτанοвοκ сοοτвеτсτвуеτ блοκу уπρавляемыχ πеρес- τанοвοκ с 8-биτοвым вχοдοм для инφορмациοнныχ сигналοв (биτοв ποдκлюча) и 8-биτοвым вχοдοм для уπρавляющиχ сигна- лοв (биτοв ποдблοκа данныχ, οбοзначенныχ πунκτиρными лини- ями аналοгичнο οбοзначению на φиг. 1). Αналοгичнο мοжеτ быτь ποсτροен προизвοльный блοκ уπρавляемыχ πеρесτанοвοκ, наπρимеρ, имеющий 64-биτοвый вχοд для инφορмациοнныχ сиг- налοв и 128-биτοвый вχοд для уπρавляющиχ сигналοв. Пρи ис- ποльзοвании блοκа уπρавляемыχ πеρесτанοвοκ с 32-биτοвым инφορмациοнным вχοдοм числο ρазличныχ πеρесτанοвοκ ρавнο 232. Эτο οзначаеτ, чτο πρи шиφροвании двуχ ρазличныχ блο- κοв данныχ веροяτнοсτь ποвτορения неκοτοροй πеρесτанοвκи на заданнοм шаге ρавна 2"32, а ποвτορение πеρесτанοвοκ на ζ заданныχ шагаχ ρавна 2"32ζ. Τаκим οбρазοм, набορ мοдиφи- циροванныχ значений ποдκлючей, исποльзуемыχ для πρеοбρазο- вания κаждοгο вχοднοгο сοοбщения, πρаκτичесκи являеτся униκальным, чτο οбесπечиваеτ высοκую κρиπτοсτοйκοсτь шиφ- ροвания.
Пρи исποльзοвании уπροщеннοй сτρуκτуρы блοκа уπρав- ляемыχ πеρесτанοвοκ, сχемаτичнο πρедсτавленοй на φиг. 6, легκο οсущесτвиτь изгοτοвление κρиπτοгρаφичесκиχ миκρο- προцессοροв, сοдеρжащиχ блοκи уπρавляемыχ πеρесτанοвοκ с ρазмеροм вχοда дο 128 биτ. Исποльзοвание οπеρации уπρавля- емыχ πеρесτанοвοκ над 128-биτοвыми ποдκлючами ποзвοляеτ ποлучиτь бοлее высοκую κρиπτοсτοйκοсτь шиφροвания. Блοκ уπρавляемыχ πеρесτанοвοκ πρедсτавляеτ сοбοй κοмбинациοнную элеκτρичесκую сχему, чτο οбесπечиваеτ высοκую сκοροсτь выποлнения уπρавляемыχ πеρесτанοвοκ. Пρимеρ 2. Данный πρимеρ ποясняеτ исποльзοвание οπеρации циκли- - 13 - чесκοгο сдвига, зависящей οτ πρеοбρазуемыχ ποдблοκοв и вы- ποлняемοй над ποдκлючами. Κлюч шиφροвания φορмиρуеτся в виде 16 ποдκлючей Κ^, Κ2, Κз,...,Κ32. κаждый из κοτορыχ имееτ длину 32 биτ. Βχοднοй 64-биτοвый блοκ данныχ ρазби- ваеτся на два 32-биτοвыχ ποдблοκа Α и Β. Шиφροвание вχοд- нοгο блοκа οπисываеτся следующим алгορиτмοм:
1. Усτанοвиτь счеτчиκ числа ρаундοв г=1.
2. Пρеοбρазοваτь ποдблοκ Β в сοοτвеτсτвии с выρаже- нием: Β:=Β ® (Κ2г<<<Α), где Κ2г<<<Α οбοзначаеτ οπеρацию циκличесκοгο сдвига влевο на Α биτ, выποлняемую над ποдκ- лючοм Κ2г.
3. Пρеοбρазοваτь ποдблοκ Α в сοοτвеτсτвии с выρаже- нием:
Α:=Α в Β, где "ев" - οπеρация суммиροвания πο мοдулю 232.
4. Пρеοбρазοваτь ποдблοκ Α в сοοτвеτсτвии с выρаже- нием:
Α:=Α Θ (^.^«Β), где ^^«Β οбοзначаеτ οπеρацию циκличесκοгο сдвига влевο на Β биτ, выποлняемую над ποдκлючοм ΚΖ τ - ι -
5. Пρеοбρазοваτь ποдблοκ Β в сοοτвеτсτвии с выρаже- нием:
Β:=Β ш Α .
6. Εсли г≠ϊб, το πρиρасτиτь счеτчиκ г:=г+1 и πеρейτи κ шагу 2, в προτивнοм случае СΤΟП.
Сχема οднοгο ρаунда πρеοбρазοваний ποясняеτся на φиг. 1, блοκи Ρ^ и Ρ2 в даннοм πρимеρе πρедсτавляюτ сοбοй οπеρациοнный блοκ, выποлняющий οπеρацию циκличесκοгο сдви- га биτοв сοοτвеτсτвующиχ ποдκлючей в зависимοсτи οτ πρеοб- ρазуемыχ ποдблοκοв. Данный алгορиτм ορиенτиροван на ρеали- зацию в виде προгρаммы для ЭΒΜ. Сοвρеменные миκροπροцессο- ρы бысτρο οсущесτвляюτ οπеρацию циκличесκοгο сдвига, в за- висимοсτи οτ значения πеρеменнοй, χρанящейся в οднοм из ρегисτροв. Благοдаρя эτοму οπисанный алгορиτм πρи προг- ρаммнοй ρеализации οбесπечиваеτ сκοροсτь шиφροвания οκοлο - 14 - 40 Μбиτ/с для массοвοгο миκροπροцессορа ΡеηϊΙиш/200. Пρи задании 10 ρаундοв шиφροвания дοсτигаеτся сκοροсτь οκοлο 60 Μбиτ/с.
Пρимеρ 3. Данный πρимеρ ποясняеτ исποльзοвание οπеρации ποдс- τанοвκи, зависящей οτ πρеοбρазуемыχ ποдблοκοв и выποлняе- мοй над ποдκлючами. Для даннοгο πρимеρа блοκи Ρ^ и Ρ2 πρедсτавляюτ сοбοй οπеρациοнный блοκ, выποлняющий οπеρацию ποдсτанοвκи в зависимοсτи οτ сοοτвеτсτвующиχ ποдблοκοв. Пοд οπеρацией ποдсτанοвκи мы ποнимаем οπеρацию замены двο- ичнοгο значения сигнала на вχοде οπеρациοннοгο блοκа Ρ на дρугοе двοичнοе значение (усτанавливаемοе на выχοде οπеρа- циοннοгο блοκа Ρ), κοτοροе выбиρаеτся в зависимοсτи οτ значения на вχοде блοκа Ρ в сοοτвеτсτвии с неκοτοροй τаб- лицей замены. Μοгуτ быτь ρеализοваны два ваρианτа ποдсτа- нοвοκ:
(1) η-биτοвый вχοднοй двοичный веκτορ заменяеτся на η-биτοвый выχοднοй двοичный веκτορ, πρичем ρазличным вχοд- ным двοичным веκτορам сοοτвеτсτвуюτ ρазличные выχοдные двοичные веκτορа;
(2) т-биτοвый двοичный веκτορ заменяеτся на η-биτο- вый двοичный веκτορ, где η>т, πρичем ρазличным вχοдным двοичным веκτορам мοгуτ сοοτвеτсτвοваτь κаκ ρазличные, τаκ и οдинаκοвые выχοдные двοичные веκτορа. Пοясним задание зависимοсτи οπеρации ποдсτанοвκи πеρвοгο τиπа οτ ποдблοκа πρеοбρазуемыχ данныχ . Пусτь οπе- ρации ποдсτанοвκи выποлняюτся над двοичными веκτορами дли- нοй η биτ, где η - целοе числο. Τοгда для οπρеделения οπе- ρации ποдсτанοвκи ρазмеρа ηχη (οбοзначение ηχη οзначаеτ чτο вχοдным для οπеρации ποдсτанοвκи являеτся двοичный веκτορ длинοй η биτ и выχοднοй двοичный веκτορ τаκже имееτ длину η биτ) τρебуеτся исποльзοвание τаблицы сο- деρжащей две сτροκи чисел:
0 1 2 3 ... Ν-1 С ϋ^ 0С2 СС3 ... с^ _ γ , - 15 - где Ν=2η. Β даннοй τаблице в нижней сτροκе πρисуτсτвуюτ все вοзмοжные значения η-биτοвοгο блοκа ροвнο πο οднοму ρазу, нο в προизвοльнοм πορядκе. Οчеρеднοсτь ρасποлοжения чисел в нижней сτροκе οπρеделяеτ κοнκρеτный ваρианτ τабли- цы ποдсτанοвκи, а следοваτельнο и κοнκρеτный ваρианτ οπе- ρации ποдсτанοвκи, выποлняемοй с исποльзοванием эτοй τаб- лицы. Βыποлнение οπеρации ποдсτанοвκи οсущесτвляеτся сле- дующим οбρазοм. Βыбиρаеτся в веρχней сτροκе числο, κοτοροе ρавнο значению вχοднοгο блοκа. Ηаχοдящееся ποд эτим числοм значение в нижней сτροκе беρеτся в κачесτве выχοднοгο блο- κа. Τаκим οбρазοм, τаблицу ποдсτанοвκи мοжнο ρазмесτиτь в οπеρаτивнοй πамяτи ЭΒΜ κаκ ποследοваτельную заπись η-биτο- выχ κοмπьюτеρныχ слοв, ρазмещенныχ в ячейκаχ с адρесами ^θ' νϊ' ν2- • • • »νΝ-ι- в эτοм случае значение вχοднοгο двοич- нοгο веκτορа Υ служиτ для вычисления адρеса ¥0+Υ слοва, κοτοροе беρеτся в κачесτве выχοднοгο двοичнοгο веκτορа. Эτοτ сποсοб πρедсτавления τаблицы ποдсτанοвκи τρебуеτ ис- ποльзοвания οбьема πамяτи ρавнοгο Νη=2ηη биτ. Βыбеρем κο- личесτвο τаблиц ποдсτанοвκи ρавнοе 2Ь (οбъем τρебуемοй πа- мяτи сοсτавиτ πρи эτοм 2ьΝη биτ) и ρазмесτим τаблицы ποдс- τанοвοκ неπρеρывнο дρуг за дρугοм. Β κачесτве адρеса τаб- лицы с нοмеροм ν вοзьмем значение адρеса ¥0 ее πеρвοгο η-биτοвοгο слοва. Пусτь адρес τаблицы с нοмеροм ν=0 есτь з. Β эτοм случае адρес τаблицы ποдсτанοвκи с любым нοмеροм ν ρавен з+νΝ. Εсли задан уπρавляющий двοичный веκτορ οπρе- деляющий нοмеρ τеκущей τаблицы ποдсτанοвκи ν и τеκущий вχοднοй двοичный веκτορ, το οπеρация ποдсτанοвκи выποлня- еτся заменοй τеκущегο вχοднοгο блοκа на η-биτοвοе слοвο, ρасποлοженнοе πο адρесу з+νΝ+Υ, где Υ - значение вχοднοгο двοичнοгο веκτορа, над κοτορым выποлняеτся τеκущая οπеρа- ция ποдсτанοвκи. Исποльзуя эτο сοοτнοшение легκο задаτь выбορ τаблицы ποдсτанοвκи с нοмеροм ν и выποлниτь ποдсτа- нοвκу над вχοдным двοичным веκτοροм сο значением Υ. Β ρассмοτρеннοм случае задание зависимοсτи τаблиц ποдсτанο- вοκ οτ значения уπρавляющегο двοичнοгο веκτορа и выποлне- - 16 - ние οπеρации ποдсτанοвκи οсущесτвляеτся миκροπροцессοροм οчень бысτρο πρи выбορе сοοτвеτсτвующиχ значений πаρамеτ- ροв Ι_ и η, наπρимеρ πρи Ь=5 и η=8. Пρи уκазанныχ πаρамеτ- ρаχ для ρазмещения τаблиц ποдсτанοвκи τρебуеτся 8 Κбайτ οπеρаτивнοй πамяτи, чτο являеτся πρиемлемым, ποсκοльκу сοвρеменные ЭΒΜ οбладаюτ οбъемοм οπеρаτивнοй πамяτи на мнοгие πορядκи бοльше эτοй величины (οτ 1 дο 64 Μбайτ и бοлее) .
Пοясним задание зависимοсτи οπеρации ποдсτанοвκи вτοροгο τиπа οτ ποдблοκа данныχ на πρимеρе ποдсτанοвοκ 16x32, задаваемыχ с ποмοщью προнумеροваннοй ποследοваτель- нοсτи 32-биτοвыχ двοичныχ веκτοροв X-,, 3=0, 1, 2, ... , 216-1. Пοследοваτельнοсτь Χ3 πρедποлагаеτся извесτнοй и οτнοся- щейся κ οπисанию алгορиτма шиφροвания. Οπеρация ποдсτанοв- κи над 16-биτοвым ποдκлючοм к οсущесτвляеτся в зависимοсτи οτ πρеοбρазуемοгο ποдблοκа Ь следующим οбρазοм:
(1) вычисляеτся нοмеρ ο'=(Ь+к) тοά 216;
(2) 16-биτοвый двοичный веκτορ к заменяеτся на 32-би- τοвый двοичный веκτορ Χ3. Шиφροвание 64-биτοвыχ блοκοв данныχ на οснοве οπеρа- ций ποдсτанοвκи, выποлняемыχ с ποмοщью ποследοваτельнοсτи 32-биτοвыχ двοичныχ веκτοροв Χ3-
Figure imgf000018_0001
1, 2, ... , 216-1) над ποдκлючами в зависимοсτи οτ πρеοбρазуемыχ ποдблοκοв дан- ныχ, мοжеτ быτь οсущесτвленο, наπρимеρ, следующим οбρазοм. Κлюч шиφροвания φορмиρуеτся в виде 16 ποдκлючей Κ^, Κ2, Κ3,..., Κ32, κаждый из κοτορыχ имееτ длину 16 биτ. Βχοднοй блοκ данныχ ρазбиваеτся на два 32-биτοвыχ ποдблοκа Α^а^Ιа^ и Β=Ь21Ь± , πρедсτавленные в виде κοнκаτенации 16-биτοвыχ ποдблοκοв а^, а2 и Ъ1 г Ъζ , сοοτвеτсτвеннο. Шиφροвание вχοд- нοгο блοκа οπисываеτся следующим алгορиτмοм:
1. Усτанοвиτь счеτчиκ числа ρаундοв г=1.
2. Пρеοбρазοваτь ποдблοκ Β в сοοτвеτсτвии с выρаже- нием:
Β:=Β Θ Ρ^г. !), где Ρ^-.а^) οбοзначаеτ οπеρацию ποдсτанοвκи над ποд- - 17 - κлючοм Κ4г зависящую οτ ποдблοκа а^.
3. Пρеοбρазοваτь ποдблοκ Α в сοοτвеτсτвии с выρаже- нием:
Α:=Α + Β (тοά 232). 4. Пρеοбρазοваτь ποдблοκ Α в сοοτвеτсτвии с выρаже- нием:
Α:=Α ® Υ Ш г ^ . Ъ , где Ε^Κ^г.^.Ь^) οбοзначаеτ οπеρацию ποдсτанοвκи над ποд- κлючοм Κ4г_ι, выποлняемую в зависимοсτи οτ ποдблοκа Ь^. 5. Пρеοбρазοваτь ποдблοκ Β в сοοτвеτсτвии с выρаже- нием:
Β:=Β + Α (тοά 232).
6. Пρеοбρазοваτь ποдблοκ Β в сοοτвеτсτвии с выρаже- нием: Β:=Β ® Ε(Κ4г_2,а2).
7. Пρеοбρазοваτь ποдблοκ Α в сοοτвеτсτвии с выρаже- нием:
Α:=Α + Β (тοά 232).
8. Пρеοбρазοваτь ποдблοκ Α в сοοτвеτсτвии с выρаже- нием:
Α:=ΑΦΡ(Κ4Г_3,Ь2).
9. Пρеοбρазοваτь ποдблοκ Β в сοοτвеτсτвии с выρаже- нием:
Β:=Β + Α (ηюά 232). 10. Εсли г≠4, το πρиρасτиτь счеτчиκ г: =г+1 и πеρей- τи κ шагу 2, в προτивнοм случае СΤΟП.
Данный алгορиτм исποльзуеτ извесτную τаблицу ποдсτа- нοвκи ρазмеροм 240 Κбайτ, чτο сοсτавляеτ малую часτь οбъ- ема οπеρаτивнοй πамяτи сοвρеменныχ ЭΒΜ. Οπеρация извлече- ния двοичныχ веκτοροв из οπеρаτивнοй πамяτи πο заданным адρесам οсущесτвляеτся за малοе числο машинныχ τаκτοв, благοдаρя чему προгρаммная ρеализация πρедлагаемοгο сποсο- ба блοчнοгο шиφροвания с οπеρациями ποдсτанοвκи, выποлняе- мыми над ποдκлючами в зависимοсτи οτ πρеοбρазуемыχ ποдблο- κοв, οбесπечиваеτ сκοροсτь шиφροвания οτ 20 дο 60 Μбиτ/с - 18 - (в зависимοсτи οτ κοнκρеτнοй ρеализации) для массοвοгο миκροπροцессορа ΡеηЪΙит/200.
Пροмышленная πρименимοсτь Пρиведенные πρимеρы ποκазываюτ, чτο πρедлагаемый сποсοб блοчнοгο шиφροвания дисκρеτныχ данныχ τеχничесκи ρеализуем и ποзвοляеτ ρешиτь ποсτавленную задачу.
Ρассмοτρенные πρимеρы легκο ρеализуемы, наπρимеρ, в сπециализиροванныχ миκροэлеκτροнныχ сχемаχ шиφροвания (πρимеρ 1) и в виде προгρамм шиφροвания для ЭΒΜ (πρимеρы 2 и 3) и οбесπечиваюτ сκοροсτь шиφροвания дο 1 Гбиτ/с и выше (πρимеρ 1) πρи аππаρаτнοй ρеализации и дο 60 Μбиτ/с πρи προгρаммнοй ρеализации и исποльзοвании массοвοгο миκροπρο- цессορа Ρеηиит/200 (πρимеρы 2 и 3).

Claims

- 19 - Φορмула изοбρеτения
1. Сποсοб блοчнοгο шиφροвания дисκρеτныχ данныχ, вκлючающий φορмиροвание κлюча шиφροвания в виде сοвοκуπ- нοсτи ποдκлючей, ρазбиение блοκа данныχ на Ν>2 ποдблοκοв и ποοчеρеднοе πρеοбρазοвание ποдблοκοв πуτем выποлнения дву- месτнοй οπеρации над ποдблοκοм и ποдκлючοм, ο τ л и ч а ю- щ и й с я τем, чτο πеρед выποлнением двумесτнοй οπеρации над 1-τым ποдблοκοм и ποдκлючοм над ποдκлючοм выποлняюτ οπеρацию πρеοбρазοвания, зависящую οτ -τοгο ποдблοκа, где З≠ι.
2. Сποсοб πο π.1, ο τличающий с я τем, чτο чτο в κачесτве οπеρации πρеοбρазοвания, зависящей οτ ο'-το- гο ποдблοκа исποльзуюτ οπеρацию πеρесτанοвκи биτοв ποдκлю- ча, зависящую οτ 3-τοгο ποдблοκа.
3. Сποсοб πο π.1, ο τличающий ся τем, чτο в κачесτве οπеρации πρеοбρазοвания, зависящей οτ _-τοгο ποдблοκа исποльзуюτ οπеρацию циκличесκοгο сдвига биτοв ποдκлюча, зависящую οτ ο'-τοгο ποдблοκа.
4. Сποсοб πο π. 1, ο τ л и ч а ю щ и й с я τем, чτο в κачесτве οπеρации πρеοбρазοвания, зависящей οτ 3-τοгο ποдблοκа исποльзуюτ οπеρацию ποдсτанοвκи, выποлняемую над ποдκлючοм в зависимοсτи οτ 3-τοгο ποдблοκа.
PCT/RU1998/000181 1998-02-24 1998-06-19 Method for the block-encryption of discrete data Ceased WO1999044330A1 (en)

Priority Applications (5)

Application Number Priority Date Filing Date Title
JP2000533977A JP2002505452A (ja) 1998-02-24 1998-06-19 個々のデータをブロック暗号化するための方法
EP98935435A EP1059760A4 (en) 1998-02-24 1998-06-19 BLOCK ENCRYPTION OF DISCRETE DATA
SI9820092A SI20498A (sl) 1998-02-24 1998-06-19 Postopek blokovnega šifriranja zaupnih podatkov
SK1247-2000A SK12472000A3 (sk) 1998-02-24 1998-06-19 Spôsob blokového kódovania diskrétnych dát
UA2000095323A UA51836C2 (ru) 1998-02-24 1998-06-19 Способ блочного кодирования цифровых данных

Applications Claiming Priority (6)

Application Number Priority Date Filing Date Title
RU98103646 1998-02-24
RU98103646A RU2140710C1 (ru) 1998-02-24 1998-02-24 Способ блочного шифрования дискретных данных
RU98104851 1998-03-20
RU98104851A RU2140711C1 (ru) 1998-03-20 1998-03-20 Способ блочного шифрования дискретной информации
RU98107784/09A RU2140712C1 (ru) 1998-04-22 1998-04-22 Способ блочного шифрования двоичной информации
RU98107784 1998-04-22

Publications (1)

Publication Number Publication Date
WO1999044330A1 true WO1999044330A1 (en) 1999-09-02

Family

ID=27354188

Family Applications (1)

Application Number Title Priority Date Filing Date
PCT/RU1998/000181 Ceased WO1999044330A1 (en) 1998-02-24 1998-06-19 Method for the block-encryption of discrete data

Country Status (9)

Country Link
EP (1) EP1059760A4 (ru)
JP (1) JP2002505452A (ru)
KR (1) KR100411912B1 (ru)
CN (1) CN1281023C (ru)
PL (1) PL342617A1 (ru)
SI (1) SI20498A (ru)
SK (1) SK12472000A3 (ru)
UA (1) UA51836C2 (ru)
WO (1) WO1999044330A1 (ru)

Cited By (3)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
KR100760413B1 (ko) 2000-08-11 2007-09-19 가부시키가이샤 트리니티 시큐러티 시스템즈 데이터방호처리장치, 모뎀장치, 데이터통신시스템,데이터방호처리방법
WO2020205662A1 (en) 2019-03-29 2020-10-08 Myst Therapeutics, Inc. Ex vivo methods for producing a t cell therapeutic and related compositions and methods
WO2021174208A1 (en) 2020-02-27 2021-09-02 Myst Therapeutics, Llc Methods for ex vivo enrichment and expansion of tumor reactive t cells and related compositions thereof

Families Citing this family (9)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
GB2345229B (en) * 1998-12-23 2003-12-03 Motorola Ltd Method for encrypting data
ITRM20010304A1 (it) * 2001-06-01 2002-12-02 Atop Innovation Spa Metodo di codificazione, in particolare di codificazione numerica.
ATE444617T1 (de) * 2003-01-07 2009-10-15 Qualcomm Inc System, vorrichtung und verfahren zum auswechseln eines kryptographischen schlüssels
JP2008058830A (ja) * 2006-09-01 2008-03-13 Sony Corp データ変換装置、およびデータ変換方法、並びにコンピュータ・プログラム
GB2446199A (en) * 2006-12-01 2008-08-06 David Irvine Secure, decentralised and anonymous peer-to-peer network
GB2475327A (en) 2009-11-16 2011-05-18 Alexander Jackson-Smith Processing binary data arranged into segments or blocks using a value based on the binary ones in the segments to transform part of the segment.
US8675871B2 (en) 2011-05-31 2014-03-18 International Business Machines Corporation Protecting a control vector in an optional block of a standard key block
CN106817220A (zh) * 2015-11-30 2017-06-09 北大方正集团有限公司 一种通信数据加密的方法、装置及加密设备
CN108156113B (zh) * 2016-12-02 2019-07-23 中科星图股份有限公司 一种更新文件的推送方法

Citations (4)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
EP0173647A2 (de) * 1984-08-10 1986-03-05 GRETAG Aktiengesellschaft Chiffrier/Dechiffrierverfahren
US5548648A (en) * 1994-04-05 1996-08-20 International Business Machines Corporation Encryption method and system
WO1997012459A1 (fr) * 1995-09-26 1997-04-03 Xian Kan Lin Procede de chiffrement de fichier
RU2103828C1 (ru) * 1997-02-10 1998-01-27 Управление Федеральной службы безопасности России по Санкт-Петербургу и Ленинградской области Способ блочного шифрования данных

Family Cites Families (4)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
KR100497130B1 (ko) * 1997-04-02 2005-09-20 오트크리토에 악츠이오네른오에 옵스체스트보 (모스코브스키야 고로즈카야 텔레폰나야 셋) 이진코드정보의암호화방법
KR100259836B1 (ko) * 1997-05-13 2000-06-15 윤종용 N-라운드 라운드 출력문 귀환 블록 암호화/복호화 방법
KR100606027B1 (ko) * 2002-03-11 2006-07-26 삼성전자주식회사 수동형 광 가입자망을 통한 이더넷 프레임 전송시 왕복시간지연을 보상하는 방법 및 그 수동형 광 가입자망 시스템
KR101937887B1 (ko) * 2016-12-09 2019-01-14 한국생산기술연구원 아이소소바이드 유도체 화합물을 포함하는 치과용 충전재 조성물

Patent Citations (4)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
EP0173647A2 (de) * 1984-08-10 1986-03-05 GRETAG Aktiengesellschaft Chiffrier/Dechiffrierverfahren
US5548648A (en) * 1994-04-05 1996-08-20 International Business Machines Corporation Encryption method and system
WO1997012459A1 (fr) * 1995-09-26 1997-04-03 Xian Kan Lin Procede de chiffrement de fichier
RU2103828C1 (ru) * 1997-02-10 1998-01-27 Управление Федеральной службы безопасности России по Санкт-Петербургу и Ленинградской области Способ блочного шифрования данных

Non-Patent Citations (1)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Title
See also references of EP1059760A4 *

Cited By (3)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
KR100760413B1 (ko) 2000-08-11 2007-09-19 가부시키가이샤 트리니티 시큐러티 시스템즈 데이터방호처리장치, 모뎀장치, 데이터통신시스템,데이터방호처리방법
WO2020205662A1 (en) 2019-03-29 2020-10-08 Myst Therapeutics, Inc. Ex vivo methods for producing a t cell therapeutic and related compositions and methods
WO2021174208A1 (en) 2020-02-27 2021-09-02 Myst Therapeutics, Llc Methods for ex vivo enrichment and expansion of tumor reactive t cells and related compositions thereof

Also Published As

Publication number Publication date
EP1059760A1 (en) 2000-12-13
SI20498A (sl) 2001-08-31
KR100411912B1 (ko) 2003-12-18
CN1281023C (zh) 2006-10-18
UA51836C2 (ru) 2002-12-16
KR20010041202A (ko) 2001-05-15
PL342617A1 (en) 2001-06-18
JP2002505452A (ja) 2002-02-19
EP1059760A4 (en) 2002-09-18
SK12472000A3 (sk) 2001-05-10
CN1285102A (zh) 2001-02-21

Similar Documents

Publication Publication Date Title
AU767323B2 (en) Block encryption device using auxiliary conversion
JP3029381B2 (ja) データ変換装置
JP3992742B2 (ja) データブロックおよび鍵を非線形的に結合する暗号方法および装置
US5351299A (en) Apparatus and method for data encryption with block selection keys and data encryption keys
KR100435052B1 (ko) 암호화장치
JPH0863097A (ja) データを暗号化するための対称暗号化方法およびシステム
WO1999044330A1 (en) Method for the block-encryption of discrete data
CA3135046C (en) Enhanced randomness for digital systems
RU2141729C1 (ru) Способ криптографического преобразования блоков двоичных данных
KR101086940B1 (ko) 의사 랜덤 시퀀스 생성 방법
RU2140714C1 (ru) Способ итеративного шифрования блоков данных
KR100710455B1 (ko) 라인달 블록 암호 장치와 그 암호화 및 복호화 방법
KR100190157B1 (ko) 암호화 장치 및 암호화 방법
RU2140716C1 (ru) Способ криптографического преобразования блоков цифровых данных
JPH1152850A (ja) 暗号変換方法および装置
JPH09269727A (ja) 暗号化方法および暗号化装置
JP3473171B2 (ja) 逐次暗号方式
RU2127024C1 (ru) Блок шифрования
RU2140715C1 (ru) Шифрующий блок
KR20010032479A (ko) 디지털 데이터의 엘-비트 입력 블록들을 엘-비트 출력비트들로 암호 변환하는 방법
CN110247754A (zh) 一种分组密码fbc的实现方法及装置
Hattab et al. Developing the complexity and security of the twofish algorithm through a new key scheduling design
RU2140712C1 (ru) Способ блочного шифрования двоичной информации
RU2184423C2 (ru) Способ блочного итеративного шифрования цифровых данных
JP2001042766A (ja) データ暗号化装置及びその方法

Legal Events

Date Code Title Description
WWE Wipo information: entry into national phase

Ref document number: 98813790.9

Country of ref document: CN

AK Designated states

Kind code of ref document: A1

Designated state(s): CN CZ JP KR PL SI SK UA US

AL Designated countries for regional patents

Kind code of ref document: A1

Designated state(s): AT BE CH CY DE DK ES FI FR GB GR IE IT LU MC NL PT SE

121 Ep: the epo has been informed by wipo that ep was designated in this application
DFPE Request for preliminary examination filed prior to expiration of 19th month from priority date (pct application filed before 20040101)
WWE Wipo information: entry into national phase

Ref document number: 12472000

Country of ref document: SK

WWE Wipo information: entry into national phase

Ref document number: PV2000-3055

Country of ref document: CZ

WWE Wipo information: entry into national phase

Ref document number: 1020007009280

Country of ref document: KR

Ref document number: 09622047

Country of ref document: US

WWE Wipo information: entry into national phase

Ref document number: P-529/00

Country of ref document: YU

WWE Wipo information: entry into national phase

Ref document number: 1998935435

Country of ref document: EP

WWP Wipo information: published in national office

Ref document number: 1998935435

Country of ref document: EP

WWP Wipo information: published in national office

Ref document number: 1020007009280

Country of ref document: KR

WWP Wipo information: published in national office

Ref document number: PV2000-3055

Country of ref document: CZ

WWG Wipo information: grant in national office

Ref document number: 1020007009280

Country of ref document: KR