JP2760799B2 - 暗号方式 - Google Patents
暗号方式Info
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- JP2760799B2 JP2760799B2 JP63103919A JP10391988A JP2760799B2 JP 2760799 B2 JP2760799 B2 JP 2760799B2 JP 63103919 A JP63103919 A JP 63103919A JP 10391988 A JP10391988 A JP 10391988A JP 2760799 B2 JP2760799 B2 JP 2760799B2
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- bits
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- addition operation
- function
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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
- H04L9/06—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
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)
Description
【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明は、コンピュータのメッセージ等を暗号化する
装置に関する。
装置に関する。
従来の代表的な暗号アルゴリズムとしては、DES（Dat
a Encryption Standard）とFEAL（Fast Encryption Sta
ndard）が知られており、DESに関しては例えば、（１）
小山他、「現代暗号理論」、電子通信学会、pp.41〜4
9、昭和61年９月において、また、FEALに関しては、
（２）清水他、「高速データ暗号アルゴリズムFEAL」、
電子通信学会論文誌Ｄ、Vol.J70−Ｄ、No.7、pp.1413〜
1423、1987年７月において、それぞれ詳細に述べらてい
る。
a Encryption Standard）とFEAL（Fast Encryption Sta
ndard）が知られており、DESに関しては例えば、（１）
小山他、「現代暗号理論」、電子通信学会、pp.41〜4
9、昭和61年９月において、また、FEALに関しては、
（２）清水他、「高速データ暗号アルゴリズムFEAL」、
電子通信学会論文誌Ｄ、Vol.J70−Ｄ、No.7、pp.1413〜
1423、1987年７月において、それぞれ詳細に述べらてい
る。
先ず、DESの処理における非線形の計算部分、つまり
Ｓボックスといわれる処理について説明する（上記
（１）のp.45、図３−２とp46、図３−３参照）。32ビ
ットのＲは、まず、表１に示す拡大型転置表によって置
き換えられると共に、一部のビットは重複されて48ビッ
トに拡大されている。
Ｓボックスといわれる処理について説明する（上記
（１）のp.45、図３−２とp46、図３−３参照）。32ビ
ットのＲは、まず、表１に示す拡大型転置表によって置
き換えられると共に、一部のビットは重複されて48ビッ
トに拡大されている。
このようにして得られた48ビットのＲは、頭から４ビ
ットごとにその後の２ビットを加えた次のような６ビッ
トずつの８組のブロックを形成している。
ットごとにその後の２ビットを加えた次のような６ビッ
トずつの８組のブロックを形成している。
r31 r1 r2 r3 r4 r5, r4 r5 r6 r7 r8 r9, r8 r9 r10 r11 r12 r13, r12 r13 ……，……，……r28 r29, r28 r29 r30 r31 r32 r1, この48ビットのＲ′は、同じく48ビットの鍵Ｋと排他
的論理和の演算を行ない、６ビットずつ８組に分割し
て、S1からS8までの８つのＳボックスに入力する。S1〜
S8を選択関数と呼ぶ。これらのＳボックスは、６ビット
を入力して４ビットを出力する。
的論理和の演算を行ない、６ビットずつ８組に分割し
て、S1からS8までの８つのＳボックスに入力する。S1〜
S8を選択関数と呼ぶ。これらのＳボックスは、６ビット
を入力して４ビットを出力する。
例として、表２に一つのＳボックスS1を取り上げてそ
の換字表を示す。
の換字表を示す。
一つのＳボックスには、４種類（行番号0,1,2,3）が
用意され、この４種類の換字表のどれを用いるかは、入
力した６ビットのうち最初と最後のビットを用いて換字
表を選ぶ。そして選ばれた換字表にしたがって入力した
６ビットの中央の４ビットが換字される。具体的な例と
して、S1に対して２進数の入力パターンが011011となっ
ている場合、最初の０と最後の１で表わされ ている01、つまり行１（２進数01は10進級１であるか
ら）の換字表が選ばれる。次に中央の４ビットのパター
ン1101（10進数13）で表わされる列13で指定され、この
結果行１、列13で指定される値５、つまり0101が出力さ
れて４ビットの換字パターンとなる。DESではこのよう
な処理ｆ（R,K）を用い一段の処理を構成し、これを16
段繰り返す。
用意され、この４種類の換字表のどれを用いるかは、入
力した６ビットのうち最初と最後のビットを用いて換字
表を選ぶ。そして選ばれた換字表にしたがって入力した
６ビットの中央の４ビットが換字される。具体的な例と
して、S1に対して２進数の入力パターンが011011となっ
ている場合、最初の０と最後の１で表わされ ている01、つまり行１（２進数01は10進級１であるか
ら）の換字表が選ばれる。次に中央の４ビットのパター
ン1101（10進数13）で表わされる列13で指定され、この
結果行１、列13で指定される値５、つまり0101が出力さ
れて４ビットの換字パターンとなる。DESではこのよう
な処理ｆ（R,K）を用い一段の処理を構成し、これを16
段繰り返す。
上記の処理例に見られるように、DESは１ビット単位
の処理が基本になっている。
の処理が基本になっている。
次にFEALの処理における非線形の計算部分、つまり、
関数Ｓを含んでいる部分について説明する（上記（２）
のp.1416,図４及び図５参照）。FEALの非線形部はDESの
非線形部に比べ、数学的な記述が簡単である。32ビット
データαは８ビットのデータα0,α1,α2,α３にそれぞ
れ分割された後、８ビットを単位として、鍵データと排
他的論理和がとられる。その後、所定の関数Ｓによる処
理が実行される。
関数Ｓを含んでいる部分について説明する（上記（２）
のp.1416,図４及び図５参照）。FEALの非線形部はDESの
非線形部に比べ、数学的な記述が簡単である。32ビット
データαは８ビットのデータα0,α1,α2,α３にそれぞ
れ分割された後、８ビットを単位として、鍵データと排
他的論理和がとられる。その後、所定の関数Ｓによる処
理が実行される。
関数S:S（x1＋x2＋δ）＝Rot2（Ｗ） ただし、ｗ＝（x1＋x2＋δ）mod256 δ＝０または１（定数） この処理ｆ（α，β）を用い、一段の処理を構成し、
これが８段繰り返される。上記の処理に見られるよう
に、FEALは８ビット単位の処理が基本になっている。
これが８段繰り返される。上記の処理に見られるよう
に、FEALは８ビット単位の処理が基本になっている。
情報処理と通信技術の進歩によるコンピュータ・ネッ
トワークの普及化、大衆化に伴い、データの不正使用や
盗取等に対する情報セキュリティを確保するため、伝送
路上のデータやコンピュータに蓄積されたデータを暗号
化することは有効な対策であると考えられる。
トワークの普及化、大衆化に伴い、データの不正使用や
盗取等に対する情報セキュリティを確保するため、伝送
路上のデータやコンピュータに蓄積されたデータを暗号
化することは有効な対策であると考えられる。
昭和52年に、米国商務省標準局が暗号アルゴリズムの
標準として制定したDESは、データの暗号化を行う一つ
の手段である。
標準として制定したDESは、データの暗号化を行う一つ
の手段である。
ところが、DESはビット単位での処理がたいへん多い
ため、バイト単位の処理を基調とするマイクロコンピュ
ータのソフトで実現しようとすると、処理に時間がかか
り、実用的な速度が得られなかった。
ため、バイト単位の処理を基調とするマイクロコンピュ
ータのソフトで実現しようとすると、処理に時間がかか
り、実用的な速度が得られなかった。
この問題に対し、上記FEALは、１バイト（８ビット）
単位の処理を基調とするため、８ビットマイクロコンピ
ュータで実現する場合、DESに比べ数倍以上の高速化を
達成することができた。FEALにより、８ビットマイクロ
コンピュータのソフトを用いてある程度実用的な速度が
得られるようになったと考えられる。
単位の処理を基調とするため、８ビットマイクロコンピ
ュータで実現する場合、DESに比べ数倍以上の高速化を
達成することができた。FEALにより、８ビットマイクロ
コンピュータのソフトを用いてある程度実用的な速度が
得られるようになったと考えられる。
しかし、最近のマイクロエレクトロニクスの技術の進
歩によって、８ビットマイクロコンピュータよりも16ビ
ットマイクロコンピュータ、さらに、16ビットマイクロ
コンピュータよりも32ビットマイクロコンピュータが使
われ出している。近い将来、32ビットマイクロコンピュ
ータが使われる割合がたいへん大きくなると予想されて
いる。32ビットマイクロコンピュータの時代になると、
さらに高速の暗号処理が要求されるものと予想される。
ところが、32ビットマイクロコンピュータは４バイト基
調の処理を行うため、１バイト基調の８ビットマイクロ
コンピュータ用に設計されたFEALを32ビットマイクロコ
ンピュータで実現しようとすると非効率であった。
歩によって、８ビットマイクロコンピュータよりも16ビ
ットマイクロコンピュータ、さらに、16ビットマイクロ
コンピュータよりも32ビットマイクロコンピュータが使
われ出している。近い将来、32ビットマイクロコンピュ
ータが使われる割合がたいへん大きくなると予想されて
いる。32ビットマイクロコンピュータの時代になると、
さらに高速の暗号処理が要求されるものと予想される。
ところが、32ビットマイクロコンピュータは４バイト基
調の処理を行うため、１バイト基調の８ビットマイクロ
コンピュータ用に設計されたFEALを32ビットマイクロコ
ンピュータで実現しようとすると非効率であった。
そこで、32ビットマイクロコンピュータ向けの４バイ
ト基調の処理を行う暗号アルゴリズムが望まれていた。
ト基調の処理を行う暗号アルゴリズムが望まれていた。
上記の問題点を解決するため、次の手段を用いる。
すなわち、32ビットマイクロコンピュータとメモリか
らなる暗号変換装置において、 暗号変換されるべきデータの換字変換処理を、32ビッ
トのデータｘとｙ同士の演算、 ｘ＋ｙ、 つまり、ｘとｙを加算し、232で割った余りをとるとい
う処理と、 Rot2（ｘ）＋ｘ＋α、 つまり、32ビットのデータｘを左または右に２ビット循
環シフトした後、その結果得られたデータとｘと一定値
αを加算した後、232で割った余りをとるという処理 を組み合わせることにより実現し、 暗号変換されるデータの転置変換処理を、 Rot4（ｘ）、 すなわち、32ビットのデータｘを左または右へ４ビッ
ト循環シフトするという処理と、 Rot8（ｘ）、 すなわち、32ビットのデータｘを左または右ｘへ８ビ
ット循環シフトするという処理と、 Rot16（ｘ）、 すなわち、32ビットのデータｘを左または右へ16ビッ
ト循環シフトするという処理 を組み合わせることにより実現する。
らなる暗号変換装置において、 暗号変換されるべきデータの換字変換処理を、32ビッ
トのデータｘとｙ同士の演算、 ｘ＋ｙ、 つまり、ｘとｙを加算し、232で割った余りをとるとい
う処理と、 Rot2（ｘ）＋ｘ＋α、 つまり、32ビットのデータｘを左または右に２ビット循
環シフトした後、その結果得られたデータとｘと一定値
αを加算した後、232で割った余りをとるという処理 を組み合わせることにより実現し、 暗号変換されるデータの転置変換処理を、 Rot4（ｘ）、 すなわち、32ビットのデータｘを左または右へ４ビッ
ト循環シフトするという処理と、 Rot8（ｘ）、 すなわち、32ビットのデータｘを左または右ｘへ８ビ
ット循環シフトするという処理と、 Rot16（ｘ）、 すなわち、32ビットのデータｘを左または右へ16ビッ
ト循環シフトするという処理 を組み合わせることにより実現する。
これにより、32ビットマイクロコンピュータを用い
て、１回の基本命令で32ビットのデータが換字または転
置されるので、暗号変換を高速に行うことができる。
て、１回の基本命令で32ビットのデータが換字または転
置されるので、暗号変換を高速に行うことができる。
第１図は、本発明の一実施例である。
第１図において、64ビットの平文101と64ビット×４
＝256ビットの鍵データ100が32ビットマイクロコンピュ
ータに入力され、その後、プログラム103内の命令の順
に32ビットマイクロコンピュータ102において暗号変換
され、その結果として64ビットの暗号文104が出力され
る。
＝256ビットの鍵データ100が32ビットマイクロコンピュ
ータに入力され、その後、プログラム103内の命令の順
に32ビットマイクロコンピュータ102において暗号変換
され、その結果として64ビットの暗号文104が出力され
る。
第２図は、第１図の32ビットマイクロコンピュータ10
2とプログラム103において実行される暗号変換処理のフ
ローを示している。
2とプログラム103において実行される暗号変換処理のフ
ローを示している。
201:入力されたデータＭは上位32ビットM1と下位32ビッ
トM2に分割される。
トM2に分割される。
202:M1とM2のビット対応の排他的論和がとられる。
WORK2←M1M2 以下、＋は同様の処理を示すものとする。
203:WORK2と鍵データK1のモジュロ加算が行われる。
ｘ←WORK2＋K1 ここに、ｘ＋K1はｘとK1の和を232で割った余りをと
るという、232を法としたモジュロ加算を示している。
るという、232を法としたモジュロ加算を示している。
以下、＋は同様の処理を示すものとする。
204:xを左へ２ビット循環シフトした後、そのデータと
ｘと１のモジュロ加算をとる。
ｘと１のモジュロ加算をとる。
ｘ←Rot2（ｘ）＋ｘ＋１ 以下、Rot2は同様の処理を示すものとする。
105:xを左へ４ビット循環シフトした後、そのデータと
ｘとの排他的論理和をとる。
ｘとの排他的論理和をとる。
ｘ←Rot4（ｘ）ｘ 以下、Rot4は同様の処理を示すものとする。
206:WORK1←ｘM1 207:x←ｘ＋K2 208:x←Rot2（ｘ）＋ｘ＋１ ｙ←ｘ 209:x←Rot8（ｘ）ｘ ここに、Rot8（ｘ）はｘを左へ８ビット循環シフトさ
せることを示す。
せることを示す。
210:x←ｘ＋K3 211:x←Rot2（ｘ）＋ｘ＋１ 212:x←Rot16（ｘ）＋（ｘ∧ｙ） ここに、Rot18（ｘ）はｘを左へ16ビット循環シフト
することを示す。また、ｘ∧ｙはｘとｙとのビット対応
の論理積をとることを示す。
することを示す。また、ｘ∧ｙはｘとｙとのビット対応
の論理積をとることを示す。
213:WORK2←ｘWORK2 214:x←WORK2＋K4 215:x←Rot2（ｘ）＋ｘ 216:WORK1←WORK1ｘ 217:WORK2←WORK2WORK1 218:WORK1を出力データの上位32ビット、WORK2を出力デ
ータの下位32ビットとして出力する。
ータの下位32ビットとして出力する。
以上、第２図に示すように関数π１〜π４を定義する
と、本実施例は、 Ｃ＝π１・π４・π３・π２・π１（Ｍ） というように合成関数で表すことができる。
と、本実施例は、 Ｃ＝π１・π４・π３・π２・π１（Ｍ） というように合成関数で表すことができる。
関数πｉ・πｉ（ｉ＝１〜４）は、すべて、 πｉ・πｉ（ｘ）＝ｘ というように同じ関数変換を２回繰り返すともとに戻る
ていう性質がある。
ていう性質がある。
したがって、復号関数として、 Ｍ＝π１・π２・π３・π４・π１（Ｃ） を用いれば、暗号文Ｃをもとの平文Ｍに戻すことができ
る。
る。
実施例の変形例１ 上記実施例における変換関数π１からπ４までにあた
る処理を２回繰り返したものを暗号変換として用いても
よい。すなわち、暗号変換を、 Ｃ＝π１・π４・π３・π２・π１・ π４・π３・π２・π１（Ｍ） としてもよい。
る処理を２回繰り返したものを暗号変換として用いても
よい。すなわち、暗号変換を、 Ｃ＝π１・π４・π３・π２・π１・ π４・π３・π２・π１（Ｍ） としてもよい。
このとき、復号変換の式は Ｍ＝π１・π２・π３・π４・ π１・π２・π３・π４・π１（Ｃ） である。
同様に、一摘に本実施例をｎ回繰り返したものを暗号
変換としてもよい。
変換としてもよい。
実施例の変形例２ 第４図は、本発明の他の実施例である。
401:入力されたデータＭは上位16ビットM1と下位16ビッ
トM2に分割される。
トM2に分割される。
402:M1とM2のビット対応の排他的論理和がとられる。
WORK2←M1M2 以下、＋は同様の処理を示すものとする。
403:xと鍵データK1のモジュロ減算が行われる。
ｘ←ｘ−K1 ここに、ｘ−K1はｘとK1の差を216で割った余りをと
るという、216を法としたモジュロ減算を示している。
るという、216を法としたモジュロ減算を示している。
以下、−は同様の処理を示すものとする。
404:xを左へ２ビット循環シフトした後、そのデータと
と１のモジュロ減算を行う。
と１のモジュロ減算を行う。
ｘ←Rot（ｘ）−ｘ−１ 以下、Rot2は同様の処理を示すものとする。
405:xを左へ４ビット循環シフトした後、そのデータと
ｘとの排他的論理和をとる。
ｘとの排他的論理和をとる。
ｘ←Rot4（ｘ）ｘ 以下、Rot4は同様の処理を示すものとする。
406:WORK1←ｘM1 407:x←ｘ←K2 ｙ←ｘ 408:x←Rot2（ｘ）−Ｘ−１ 409:x←Rot8（ｘ）−（ｘ∧ｙ） ここに、Rot8（ｘ）はｘを左ヘ８ビット循環シフトす
ることを示す。また、ｘ∧ｙはｘとｙとのビット対応の
論理積をとることを示す。
ることを示す。また、ｘ∧ｙはｘとｙとのビット対応の
論理積をとることを示す。
410:WORK2←ｘWORK2 411:x←WORK2−K3 412:x←Rot2（ｘ）−ｘ−１ 413:WORK1←WORK1ｘ 414:WORK2←WORK2WORK1 415:WORK1を出力データの上位16ビット、WORK2を出力デ
ータの下位16ビットとして出力する。
ータの下位16ビットとして出力する。
実施例の変形例３ 第５図は、本発明の他の実施例である。
501:入力されたデータＭは上位８ビットM1と下位８ビッ
トM2に分割される。
トM2に分割される。
502:M1とM2のビット対応の排他的論和がとられる。
WORK2←M1M2 以下、＋は同様の処理を示すものとする。
503:xと鍵データK1のモジュロ加算が行われる。
ｘ←WORK2＋K1 ｙ←ｘ ここに、ｘ＋K1はｘとK1の差を28で割った余りをとる
という、28を法としたモジュロ加算を示している。
という、28を法としたモジュロ加算を示している。
以下、＋は同様の処理を示すものとする。
504:xを左へ２ビット循環シフトした後、そのデータと
ｘと１のモジュロ加算を行う。
ｘと１のモジュロ加算を行う。
ｘ←Rot2（ｘ）＋ｘ＋１ 以下、Rot2は同様の処理を示すものとする。
505:x←Rot4（ｘ）＋（ｘ∧ｙ） ここに、Rot4（ｘ）はｘを左へ４ビット循環シフトす
ることを示す。また、ｘ∧ｙはｘとのビット対応の論理
積をとることを示す。
ることを示す。また、ｘ∧ｙはｘとのビット対応の論理
積をとることを示す。
506:WORK1←WORK1ｘ 507:x←WORK1＋K2 508:x←Rot4（ｘ）＋ｘ＋１ 509:WORK2←WORK2ｘ 510:WORK1←WORK1WORK2 511:WORK1を出力データの上位８ビット、WORK2を出力デ
ータの下位８ビットとして出力する。
ータの下位８ビットとして出力する。
実施例の変形例４ 第６図は本発明の他の一実施例である。
（１）認証を行うメッセージ62を鍵データとして、任意
の初期値61を本発明によるアルゴリズム63を用いて暗号
化する。
の初期値61を本発明によるアルゴリズム63を用いて暗号
化する。
（２）暗号結果64を、（１）において用いたメッセージ
の続きのデータにより再び暗号化し、メッセージの終わ
りまでこの操作を繰り返す。
の続きのデータにより再び暗号化し、メッセージの終わ
りまでこの操作を繰り返す。
（３）最後的な暗号結果をメッセージ認証コード65とし
て出力する。
て出力する。
実施例の変形例５ 第７図は本発明の他の実施例である。本ICカードは、
第７項記載の方式によりメッセージの認証コードを生成
する。
第７項記載の方式によりメッセージの認証コードを生成
する。
（１）メッセージの認証を行うために必要な初期値76を
I/O74を通して、ICカード71内のマイクロコンピュータ7
2に送信する。
I/O74を通して、ICカード71内のマイクロコンピュータ7
2に送信する。
（２）認証を行うメッセージ77を（１）と同様にマイク
ロコンピュータ72に順次送信し、マイクロコンピュータ
72は、メモリ73に記憶されている暗号ソフト75により認
証コード78を生成する。
ロコンピュータ72に順次送信し、マイクロコンピュータ
72は、メモリ73に記憶されている暗号ソフト75により認
証コード78を生成する。
本実施例では、第３図に示すような換字、転置の繰返
しを行っている。
しを行っている。
つまり、第２図に示す実施例、 （203、204）、（207、208）、 （210、211）、（214、215）の処理は、 ｘ←ｘ＋Ki ｘ←Rot2（ｘ）＋（ｘ）＋１ の形となっており、これは、それぞれ、32ビットのデー
タを４ビットずつのブロックに分割したとき、各ブロッ
ク単位の換字処理を、上記２回のデータ変換により８ブ
ロック分一斉に行っていると見ることができる。
タを４ビットずつのブロックに分割したとき、各ブロッ
ク単位の換字処理を、上記２回のデータ変換により８ブ
ロック分一斉に行っていると見ることができる。
ここに、４ビットのブロックデータ Ａ＝（a1,a2,a3,a4）、ただし、 ai＝1 or 0（ｉ＝１〜４） が、 Ｂ＝（b1,b2,b3,b4）、ただし、 bi＝1 or 0（ｉ＝１〜４） に換字変換されるということは、 ブール代数の演算f1,f2,f3,f4が存在して、 b1＝f1（a1,a2,a3,a4） b2＝f2（a1,a2,a3,a4） b3＝f3（a1,a2,a3,a4） b4＝f4（a1,a2,a3,a4） となることを示す。
また、第２図の205、209、212はそれぞれ、 （１）ｘ←Rot4（ｘ）ｘ （２）ｘ←Rot8（ｘ）ｘ （３）ｘ←Rot16（ｘ）＋（ｘ∧ｙ） の処理を行っており、これらは、それぞれ、 （１）４ビット左循環シフトを行うという転置を行った
後、さらに換字を行うという処理、 （２）８ビット左循環シフトを行うという転置を行った
後、さらに換字を行うとう処理、 （２）16ビット左循環シフトを行うという処理を示して
いる。
後、さらに換字を行うという処理、 （２）８ビット左循環シフトを行うという転置を行った
後、さらに換字を行うとう処理、 （２）16ビット左循環シフトを行うという処理を示して
いる。
第３図から明らかなように、最初の32ビットのデータ
のうち、いかなるビットの変化も最後の32ビットのデー
タすべてに影響を与えることが分かる。
のうち、いかなるビットの変化も最後の32ビットのデー
タすべてに影響を与えることが分かる。
これにより、本実施例は、高度なランダム性を持つ暗
号変換を効率良く行うという効果が得られることが分か
る。
号変換を効率良く行うという効果が得られることが分か
る。
第１図は、本発明を実施する暗号変換装置の一実施例、
第２図は、第１図における暗号変換の詳細を示すフロー
チャート、第３図は、本発明の実施例が効率的に換字変
換、転置変換を繰り返していることを示す説明図、第４
図は、16ビットマイクロコンピュータを用いた場合の暗
号変換の詳細を示すフローチャート、第５図は、８ビッ
トマイクロコンピュータを用いた場合の暗号変換の詳細
を示すフローチャート、第６図は、本発明による暗号ア
ルゴリズムを用いてメッセージ認証コードを生成する方
法を示すフローチャート、第７図は、本発明による暗号
アルゴリズムを用いてメッセージ認証コードを生成する
ICカードの構成図である。
第２図は、第１図における暗号変換の詳細を示すフロー
チャート、第３図は、本発明の実施例が効率的に換字変
換、転置変換を繰り返していることを示す説明図、第４
図は、16ビットマイクロコンピュータを用いた場合の暗
号変換の詳細を示すフローチャート、第５図は、８ビッ
トマイクロコンピュータを用いた場合の暗号変換の詳細
を示すフローチャート、第６図は、本発明による暗号ア
ルゴリズムを用いてメッセージ認証コードを生成する方
法を示すフローチャート、第７図は、本発明による暗号
アルゴリズムを用いてメッセージ認証コードを生成する
ICカードの構成図である。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献 特開 昭59−148086（ＪＰ，Ａ) (58)調査した分野(Int.Cl.6，ＤＢ名) H04L 9/00 - 9/38 G09C 1/00 - 5/00
Claims (3)
- 【請求項１】ｎビット長のデータM1およびM2を各々がｎ
ビット長の鍵データK1〜K4を用いてｎビット長のデータ
C1およびC2に暗号変換するための暗号化方法であって、 π２（A,B）をＢと鍵データK1との加法演算と、第１の
ビット数での循環シフトとを含む処理を行ない、さらに
Ａとの加法演算を行なったデータと、Ｂとの組を出力す
る関数とし、 π３（A,B）をＡと、Ａと鍵データK2との加法演算と、
第１と異なる第２のビット数での循環シフトと、鍵デー
タK3との加法演算と、第１及び第２の各々と異なる第３
のビット数での循環シフトとを含む処理を行ない、さら
にＢとの加法演算を行なったデータとの組を出力する関
数とし、 π４（A,B）をＢと鍵データK4との加法演算を含む処理
を行ない、さらにＡとの加法演算を行なったデータと、
Ｂとの組を出力する関数とし、 前記データの組（M1,M2）に対して合成関数π４・π３
・π２で規定される演算を含む処理を実行することによ
り前記データの組（C1,C2）を生成することを特徴とす
る暗号化方法。 - 【請求項２】ｎビット長のデータC1およびC2を各々がビ
ット長の鍵データK1〜K4を用いてｎビット長のデータM1
およびM2に復号変換するための復号化方法であって、 π２（A,B）をＢと鍵データK1との加法演算と、第１の
ビット数での循環シフトとを含む処理を行ない、さらに
Ａとの加法演算を行なったデータと、Ｂとの組を出力す
る関数とし、 π３（A,B）をＡと、Ａと鍵データK2との加法演算と、
第１と異なる第２のビット数での循環シフトと、鍵デー
タK3との加法演算と、第１及び第２の各々と異なる第３
のビット数での循環シフトとを含む処理を行ない、さら
にＢとの加法演算を行なったデータとの組を出力する関
数とし、 π４（A,B）をＢと鍵データK4との加法演算を含む処理
を行ない、さらにＡとの加法演算を行なったデータと、
Ｂとの組を出力する関数とし、 前記データの組（C1,C2）に対して合成関数π２・π３
・π４で規定される演算を含む処理を実行することによ
り前記データの組（M1,M2）を生成することを特徴とす
る復号化方法。 - 【請求項３】ｎビット長のデータM1およびM2を各々がｎ
ビット長の鍵データK1〜K4を用いてｎビット長のデータ
C1およびC2に暗号変換し、前記データC1およびC2を前記
鍵データK1〜K4を用いて前記データM1およびM2に復号変
換するための暗号化及び復号化方法であって、 π２（A,B）をＢと鍵データK1との加法演算と、第１の
ビット数での循環シフトとを含む処理を行ない、さらに
Ａとの加法演算を行なったデータと、Ｂとの組を出力す
る関数とし、 π３（A,B）をＡと、Ａと鍵データK2との加法演算と、
第１と異なる第２のビット数での循環シフトと、鍵デー
タK3との加法演算と、第１及び第２の各々と異なる第３
のビット数での循環シフトとを含む処理を行ない、さら
にＢとの加法演算を行なったデータとの組を出力する関
数とし、 π４（A,B）をＢと鍵データK4との加法演算を含む処理
を行ない、さらにＡとの加法演算を行なったデータと、
Ｂとの組を出力する関数とし、 前記データの組（M1,M2）に対して合成関数π４・π３
・π２で規定される演算を含む処理を実行することによ
り前記データの組（C1,C2）を生成し、 当該データの組（C1,C2）に対して合成関数π２・π３
・π４で規定される演算を含む処理を実行することによ
り前記データの組（M1,M2）を生成することを特徴とす
る暗号化及び復号化方法。
Priority Applications (3)
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| US07/618,892 US5103479A (en) | 1988-04-28 | 1990-11-27 | Encipher method and decipher method |
Applications Claiming Priority (1)
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|---|---|---|---|
| JP63103919A JP2760799B2 (ja) | 1988-04-28 | 1988-04-28 | 暗号方式 |
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| JP9329842A Division JP2798086B2 (ja) | 1988-04-28 | 1988-04-28 | 暗号化及び復号化装置 |
| JP9329841A Division JP2980085B2 (ja) | 1988-04-28 | 1988-04-28 | 暗号化方法及び復号化方法 |
| JP9329843A Division JP2870531B2 (ja) | 1988-04-28 | 1988-04-28 | 暗号化及び復号化装置 |
| JP9329845A Division JP2870532B2 (ja) | 1988-04-28 | 1988-04-28 | 暗号変換装置 |
| JP9329846A Division JP2993487B2 (ja) | 1988-04-28 | 1997-04-28 | 情報処理装置、ｉｃカード及びコード生成方法 |
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