JP3320928B2 - 暗号化システム - Google Patents

暗号化システム

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JP3320928B2 JP29772594A JP29772594A JP3320928B2 JP 3320928 B2 JP3320928 B2 JP 3320928B2 JP 29772594 A JP29772594 A JP 29772594A JP 29772594 A JP29772594 A JP 29772594A JP 3320928 B2 JP3320928 B2 JP 3320928B2
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    • H04L2209/046—Masking or blinding of operations, operands or results of the operations

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、全般的にデータ暗号化
の方法に関し、さらに詳細には従来のプロセッサ・プラ
ットホームにおいて高速でかつ計算効率の高い、ソフト
ウェアにより最適化された暗号化技法に関する。
【０００２】
【従来の技術】暗号システムは、安全でないチャネル上
を通信されるメッセージのプライバシーと真正さを保証
するために広く使用されている。多くの応用分野では、
暗号化を高いデータ伝送速度で実行することが必要であ
るが、この要件は、通常は、これをサポートする暗号ハ
ードウェアの助けで達成される。しかしこのようなハー
ドウェアは、大部分の従来のコンピュータ・システム上
で使用可能ではない。その上、暗号ハードウェアが利用
可能な場合でも、ハードウェア中でよく走るように設計
されたアルゴリズムが、ソフトウェア実行に最適化され
たアルゴリズムほど、そのソフトウェアでうまく働かな
いことが判明している。データ暗号化規格（ＤＥＳ）の
ハードウェアで効率のよいアルゴリズムも例外ではな
い。
【０００３】ソフトウェアでの効率的な実行のための暗
号化方法を設計しようというこれまでの試みが従来技術
で知られている。これらの機能のいくつかは、米国特許
第５００３５９７号明細書、及びＲ．マークル（Merkl
e）の論文"Fast Software Encryption Functions", Adv
ances in Cryptology, CRYPTO '90 Proceedings, Sprin
ger-Verlag に記載されている。一般に、マークルの技
法は、左半分と右半分の２つの半体を有するデータ入力
に作用することにより、固定長暗号または「ブロック」
暗号を構築するというものである。左半分は、擬似乱数
表にアクセスして表値を取り出すためのインデックスと
して使用される。次にその値がデータ入力の右半分と排
他的ＯＲ（ＸＯＲ）され、結果が左半分として再ラベル
される。次に元の左半分が所定の量だけ回転され、右半
分と再ラベルされる。その後同様にして、データ入力が
完全にランダム化されるまでこの反復過程が継続され
る。高速を達成するため、一実施例では、擬似乱数表が
予め計算される。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】マークルの技法及び他
の既知のソフトウェア指向のブロック暗号は、従来技術
のハードウェア技術の暗号化技法に勝る利点を提供す
る。とはいえ、従来のプロセッサ・プラットホームにお
いて高速で計算効率の高い、改善されたソフトウェアで
効率のよい（Software-efficient）暗号化技法を提供す
ることが依然必要とされている。
【０００５】本発明の一目的は、インデックス値とキー
から擬似ランダム・ビット・シーケンスを生成する、ソ
フトウェアで効率のよい擬似ランダム機能を提供するこ
とである。インデックスは短い（例えば３２ビット）
が、出力ビット・シーケンスは潜在的に非常に長い。擬
似ランダム・ビット・ストリングはストリーム暗号の構
築に有用である。
【０００６】
【課題を解決するための手段】上述の擬似ランダム機能
は、好ましくはインデックス値"ｎ"と暗号化キーから擬
似ランダム・ビット・シーケンスを生成する、暗号「オ
ブジェクト」である。この方法は、暗号化キーを事前処
理して擬似乱数値の表にすることから始まる。次にこの
インデックスと表からの１組の値を使って、複数のレジ
スタの初期値を生成する。次に所定の混合関数を使っ
て、レジスタの現在値を取り、この現在値と表から取り
出した１つまたは複数の他のレジスタの部分によって決
定される値との関数でこの現在値を置き換えることによ
り、若干のレジスタの初期値が部分的に修正される。こ
うしてレジスタを修正した後、その結果得られる値を、
表から導かれた他の擬似乱数値と所定のマスク関数とを
使ってマスクする。マスクされたレジスタ値を次に連結
して、擬似ランダム・ビット・ストリングにすると１つ
の繰返し処理が完了する。その後の繰返し処理は、擬似
ランダム・ビット・ストリングを所望の長さまで成長さ
せるために行われる。
【０００７】こうして生成されたストリームは、たとえ
ば、平文の「ストリング」を特定の「位置」に関して暗
号化するのに有用な、擬似ランダム・ビット・シーケン
スである。擬似ランダム・ビット・シーケンスの長さ
は、平文ストリングのビット数と同じ長さである。した
がって、本発明の暗号化方法は、様々なタイプのソフト
ウェア暗号に使用できるように独特の方法で適合され
る。たとえば、安全でない通信チャネル上でのメッセー
ジの暗号化に関する応用例では、「ストリング」は特定
のメッセージであり、「位置」はデータ・ストリームに
おけるメッセージの位置を識別する連続番号である。こ
の応用例では、暗号化キーは、その通信セッションを保
護するキーである。別の応用例であるディスクの暗号化
では、「ストリング」は、ディスクに書き込まれるある
いはディスクから読み取られるデータの特定のセクタを
表し、「位置」は、大容量記憶装置上でのそのセクタの
位置を識別するインデックスである。ディスク暗号化の
応用例では、表の生成に使用されるキーは、ユーザが入
力したパスワードから導出することが好ましい。通常
は、各応用例において、特定の「ストリング」がそのス
トリングと本発明の擬似ランダム機能から出力される擬
似ランダム・ビット・ストリームとのＸＯＲによって暗
号化される。
【０００８】以上、本発明のより重要な目的のいくつか
の概要を示した。これらの目的は、本発明のより顕著な
特徴及び応用例の一部を例示するものにすぎないと解釈
されたい。ここに開示する本発明を異なる形で適用し、
あるいは後述のように本発明を修正することにより、他
の多くの有益な結果が達成できる。したがって、好まし
い実施例に関する下記の詳細な説明を参照すれば、本発
明の他の目的がわかり、本発明がより完全に理解されよ
う。
【０００９】
【実施例】本発明の擬似ランダム機能は、ソフトウェア
で効率的に実行されるように最適化されており、従来型
設計の３２ビット・プロセッサで実施することが好まし
い。そのようなプロセッサには、たとえばＩｎｔｅｌ３
８６TM、Ｉｎｔｅｌ ４８６TM、ＰｅｎｔｉｕｍTMプロ
セッサならびに３２ビットの縮小命令セット・コンピュ
ータ（ＲＩＳＣ）プロセッサが含まれる。これらの実行
ビークルが好ましいが、以下に詳記する好ましい実施例
における本発明は、任意のバイト・アドレスおよび汎用
３２ビット・プロセッサに適している。
【００１０】本明細書では便宜上下記の表記法を使用す
る。３２ビット・ストリングを「ワード」で表し、８ビ
ット・ストリングを「バイト」で表す。空のストリング
はλで表す。長さｔのストリングの各ビットをｘ
0ｘ1．．．ｘt-1と番号を付ける。１６進数はその前に"
０ｘ"を付け、１０進数１０−１５をそれぞれ記号"ａ"
−"ｆ"で表す。ワードｙをｔビットずつ右循環シフトす
ることをｙ＞＞＞ｔで表す。言い換えれば、ｙ＞＞＞ｔ
のビットｉはｙ(i-t)mod32である。記号"∧"、"∨"でビ
ットごとのＡＮＤ、ＯＲを表す。式Ａ＋Ｂは、符号なし
のワードＡとＢの桁上げを無視した和を表す。すなわ
ち、ワードＡとＢのｓｕｍ ｍｏｄ３２である。記号"
‖"は連結演算子を表す。記号ｏｄｄ（・）は、その引
数が奇数である場合にのみ真となる述部を意味する。記
号Ａ［ｉ］は、アレイＡのｉ番目のエントリを表す。
【００１１】以下の説明で使用する、いくつかの変数を
「レジスタ」と呼ぶ。本明細書では「レジスタ」はプロ
セッサに関連する物理レジスタに対応するものであるこ
ともそうでないこともある。それは特定の「値」をもつ
と言える構造体（construct）である。あるレジスタ
（ｎ1，ｎ2，ｎ3，ｎ4）は初期設定され、アルゴリズム
の多くのステップでその値を保持する。他のレジスタ
（Ａ、Ｂ、Ｃ、Ｄ）は、より頻繁に変化し得る値をも
つ。あらゆるレジスタは、特定の時間に「現在値」をも
つ。後でわかるように、本発明の方法の一態様によれ
ば、レジスタの「現在値」は通常、その現在値と擬似乱
数値の表から導出された値との関数でその現在値を置き
換えることによって修正される。
【００１２】次に具体的に図１を参照すると、キー"ａ"
から生成された１組の表Ｔ、Ｒ、Ｓの制御下で３２ビッ
トのインデックス"ｎ"からＬビットのストリングｙ＝Ｓ
ＥＡＬ a （ｎ）を生成する方法を詳述したプロセス流れ
図が示されている。この方法は、キー"ａ"を事前処理し
て好ましくは３つの表Ｔ、Ｒ、Ｓに入力することにより
開始する。このステップは、キー"ａ"を入力として受け
取る表作成手順１０を使って実行される。この特定の例
では、キーは１６０ビット・ストリングであり、これを
下記の関数Ｇと一緒に使って３つの表を定義する。３つ
の表を使用することが好ましいが、３つの表を、３つの
異なる部分をもつ単に１つの表あるいはアレイと考える
こともできる。したがって３つの異なる表という記述は
単に例示的なものであって制限と見なすべきではなく、
本発明を実施するのに他の表のグループまたは構造も有
用である。
【００１３】表中の擬似乱数値は、当技術分野で既知の
任意の１つまたは複数のアルゴリズムを使って指定され
る。どのアルゴリズムを使用するかは本発明にとって重
要ではなく、この目的にどんな安全な擬似乱数生成機構
も有用であると考えられる。すなわち、擬似乱数生成機
構は、安全ハッシュ・アルゴリズム、ブロック暗号、ス
トリーム暗号などから導出することができる。たとえ
ば、表の生成に使用されるアルゴリズムは、ＤＥＳ、Ｍ
Ｄ５、安全ハッシュ・アルゴリズム（ＳＨＡ）あるいは
それらの任意の組合せに基づくものでよい。ここに例示
する実施例では、関数Ｇは米国標準機構「デジタル署名
規格」、連邦情報処理標準刊行物ＸＸ草案−１９９３年
２月に記載されている。関数Ｇは、米国標準機構「安全
ハッシュ規格」、連邦情報処理標準刊行物１８０に記載
の安全ハッシュ・アルゴリズム（ＳＨＡ）に基づいてい
る。ＳＨＡ及びこの特定の関数Ｇの詳細は、これらの参
照文献に出ている（これらの参照文献では、表記Ｇ
（ａ，ｉ）の代わりに表記Ｇa（ｉ）が使用されてい
る）。
【００１４】キー"ａ"が１６０ビット・ストリングであ
り、ｉが０≦ｉ＜２32の整数であるとすると、Ｇ
a（ｉ）は１６０ビットの値である。表構築のため、Ｇ
を表作成手順１０によって再インデックスし、そのイメ
ージが１６０ビット・ワードではなく３２ビット・ワー
ドである関数を構築する。関数ΓはΓa（ｉ）＝Ｈi
imod5で定義される。Γ値の表は、Ｇ値の表を左から
右、上から下に読んだものである。次いで表作成手順１
０は、好ましくは下記のように各表を定義する。 ０≦ｉ＜５１２であるすべてのｉについて、Ｔ［ｉ］＝Γa（ｉ） ０≦ｊ＜２５６であるすべてのｊについて、Ｓ［ｊ］＝Γa（０ｘ１０００＋ ｊ） Ｒ［ｋ］＝Γa（０ｘ２０００＋ｋ） したがって表Ｔは５１２ワード・エントリを有し、各エ
ントリは長さ３２ビットである。表ＳとＲのエントリも
３２ビット・ワードである。表Ｓは２５６エントリを有
し、表Ｒは可変長である。
【００１５】図１に戻ると、表ＴとＲは初期設定手順１
２で使用され、初期設定手順１２にはインデックス"ｎ"
と長さ制御変数"ｌ"も入力として受け取る。変数"ｌ"は
最初"０"に設定され、その上限は出力ストリームの所望
の最終長さに依存する。初期設定手順１２はレジスタ
（Ａ、Ｂ、Ｃ、Ｄ、ｎ1、ｎ2、ｎ3、ｎ4）に対する１組
の初期値を生成する。第１のレジスタ群（Ａ、Ｂ、Ｃ、
Ｄ）は、後述のアルゴリズムの特定の「繰返し（iterat
ion）」処理中にその値が変更される。第２のレジスタ
群（ｎ1、ｎ2、ｎ3、ｎ4）は、「繰返し」処理中ずっと
その値が一定のままである。この方法はさらに、１組の
混合機能（mixing function）Ｍ1．．．ＭNと１組のマ
スク機能（masking function）Ｂ1．．．ＢNを実施す
る。ただし、Ｎは６４であることが好ましい。各混合機
能Ｍiは対応するマスク機能Ｂiを有し、１回の「繰返
し」処理に一般に１対のこうした機能が含まれる。すな
わち混合機能Ｍ1とマスク機能Ｂ1がこの方法の１回目の
繰返し処理中に実施され、以下同様である。６４回の繰
返し全体でアルゴリズムの「フェーズ」が定義され、各
フェーズは初期設定手順１２の呼出しによって開始す
る。特定のフェーズが完了すると、"ｌ"の値が増分され
る。
【００１６】第１群のレジスタ（Ａ、Ｂ、Ｃ、Ｄ）の初
期値は、第１の繰返し処理中に線１５ａを介して第１の
混合機能Ｍ1に送られる。混合機能Ｍ1はまた線１７を介
して第２群のレジスタ（ｎ1、ｎ2、ｎ3、ｎ4）の初期値
をも受け取る。後でわかるように、機能Ｍ1は１組の修
正命令を含み、これらの命令は、これらのレジスタのた
めに線１５ｂ上に１組の「事前出力」値を生成するため
に、レジスタ（Ａ、Ｂ、Ｃ、Ｄ）の値を乱数化する働き
をする。対応するマスク機能Ｂ1は、これらの事前出力
値と、線１９を介して表Ｓからの１組の値とを受け取
る。マスク機能Ｂ1は、表Ｓからのこの１組の値を使っ
て、対応する混合機能からの事前出力レジスタ値を「マ
スク」して、擬似ランダム・ビットｙ1のデータ・スト
リングを生成する。
【００１７】線１５ｂ上のレジスタ（Ａ、Ｂ、Ｃ、Ｄ）
の事前出力値は、マスク機能Ｂ1に供給される他に、次
の繰返しの混合機能、この場合はＭ2にも入力として与
えられることが好ましい。混合機能はまた、線１７を介
して第２のレジスタ群（ｎ1、ｎ2、ｎ3、ｎ4）の初期値
を受け取る。前述のように、これらの値は初期設定プロ
セス１２で初期設定され、そのフェーズ中一定である。
第２のレジスタ群の初期値は第１群のレジスタの（前回
の繰返しからの）事前出力値（場合によっては初期値）
を修正するのに使用され、混合機能（この場合はＭ2）
が、インデックスｎに結合された情報に対してより直接
的に依存することを許容する。線１５ｃ上の混合機能Ｍ
2の出力はマスク機能Ｂ2に供給され、マスク機能Ｂ2は
これらの事前出力値と線１９を介した表Ｓからの新しい
１組の値とを受け取る。マスク機能Ｂ2は、この表Ｓか
らの１組の値を使って、対応する混合機能からの事前出
力レジスタ値を「マスク」して、擬似ランダム・ビット
のデータ・ストリングｙ2を生成する。
【００１８】このようにして繰返し処理が続く。各繰返
し処理から出力された特定のデータ・ストリングが連結
されて、出力データ・ストリームが成長する。本発明に
よれば、表Ｓは、Ｓ表値の１回の通過が６４回の繰返し
に相当するのに十分なサイズにフォーマットされる。先
に指摘したように、このサイクルが「フェーズ」であ
る。あるフェーズで十分な長さの出力ストリームが生成
されなかった場合、"ｌ"を１だけ増分した後、初期設定
プロセス１２を新たに呼び出すことによって新しいフェ
ーズを開始する。このプロセスは新しいＲ値を使用し、
再度サイクルを開始して各レジスタ（Ａ、Ｂ、Ｃ、Ｄ、
ｎ1、ｎ2、ｎ3、ｎ4）の新しい初期値を生成する。その
後再度フェーズの繰返しを始める。出力ストリームの長
さが所望の値になると、このプロセス全体が停止する。
【００１９】初期設定プロセス１２の１つの特定の実施
例を図２に示す。このルーチンは、"ｎ"と"ｌ"を（Ｔ、
Ｒ）に依存する形で第１のレジスタ群（Ａ、Ｂ、Ｃ、
Ｄ）及び第２のレジスタ群（ｎ1、ｎ2、ｎ3、ｎ4）にマ
ップする。初期設定プロセスの最初の実行または呼出し
は、第１フェーズのレジスタ値を形成するためにｎとＲ
［０］、Ｒ［１］、Ｒ［２］、Ｒ［３］の値を用いて行
われる。先に指摘したように、必要ならばこの手順を再
度（すなわち、Ｒ［４］．．．Ｒ［７］，Ｒ
［８］．．．Ｒ［１１］，など）実行して、追加のレジ
スタ値の組を生成し、出力データ・ストリームの成長を
続けさせる。
【００２０】図２の最初の４行を見るとわかるように、
第１フェーズ中にこの手順はインデックスｎと表Ｒから
の第１組の値Ｒ［０］．．．Ｒ［３］とを使用して、レ
ジスタＡ、Ｂ、Ｃ、Ｄの値を生成する。次の４行では、
このルーチンはいくつかの機能を実行してレジスタＡ、
Ｂ、Ｃ、Ｄをさらにランダム化する。すなわち、たとえ
ば行５は以下のステップを含んでいる。 Ｐ←Ａ＆０ｘ７ｆｃ； Ｂ←Ｂ＋Ｔ[Ｐ／４]； Ａ←Ａ＞＞＞９
【００２１】この表記法を説明すると次のようになる。
同行中の第１の命令で、ルーチンはレジスタＡの０ｘ７
ｆｃにある値の一部分として中間変数Ｐを指定する。次
にレジスタＡのこの部分を表Ｔに対するインデックスと
して使う（"Ｔ［Ｐ／４］"の表現で示す）。Ｐ／４とい
う表記法は、形式的には４による割算であるが、本実施
においては、この命令がＰ／４ワードの単位ではなくＰ
バイトの単位でアレイＴをインデックスすることを意味
するにすぎない。次に表Ｔの位置Ｔ［Ｐ／４］にある擬
似ランダム値が検索され、桁上げを無視してレジスタＢ
中のワードと加算される。この和がレジスタＢに置き換
わる。これは第２の命令の効果である。一般化すると、
表現"Ｂ←Ｂ＋Ｔ［Ｐ／４］"は、レジスタＢの現在値を
とり、その現在値をその現在値と表Ｔから取り出した値
との関数で置き換える。後者の値は、別のレジスタ値、
すなわちレジスタＡのビット２１．．．２９（０ｘ７ｆ
ｃ）で表される値によって決まる。第２ステップでレジ
スタ値Ｂが修正された後、レジスタＡの値が所定の量だ
け回転され、レジスタＡに戻される。これは、命令"Ａ
←Ａ＞＞＞９．"の効果である。これでルーチンの行５
が完了する。
【００２２】このルーチンの行６〜８は類似の機能を提
供する。行８の後、レジスタＤ、Ｂ、Ａ、Ｃに残ってい
る値は、行９の命令（ｎ1、ｎ2、ｎ3、ｎ4）←（Ｄ、
Ｂ、Ａ、Ｃ）で示されるように、値ｎ1、ｎ2、ｎ3、ｎ4
として定義される。次いで、ルーチンの最後の４行で示
されるように、レジスタ値Ａ、Ｂ、Ｃ、Ｄに対して追加
の処理が行われ、ランダム化プロセスが完了する。第１
組の値Ｒ［０］．．．Ｒ［４］について手順が実行され
た後、このルーチンは４つのレジスタＡ、Ｂ、Ｃ、Ｄの
それぞれ、及び４つのレジスタｎ1、ｎ2、ｎ3、ｎ4のそ
れぞれについて１組の初期値を生成したわけである。
【００２３】次に図３を参照すると、レジスタ（Ａ、
Ｂ、Ｃ、Ｄ）の値をどのように使用して、３２ビットの
インデックス値ｎをＬビットのストリングＳＥＡＬ
a（ｎ）に展開するかが示されている。特定の"ｉ"値に
ついて、行１〜８及び１１は混合機能Ｍiに対応し、こ
の機能は、表Ｔから取り出した追加の値と他の回転命令
及び動作命令を使用して、レジスタ（Ａ、Ｂ、Ｃ、Ｄ）
の値に対してさらにランダム化機能を実行する。
【００２４】次に混合機能の好ましい実施例について述
べる。すなわち、たとえばこの機能の行１は別々の４つ
の命令を実行する。第１の命令"Ｐ←Ａ＆０ｘ７ｆｃ"
は、指定された位置にあるレジスタＡの断片を取り出
す。第２の命令"Ｂ←Ｂ＋Ｔ［Ｐ／４］"は、今はＰ中に
あるレジスタＡの断片を表Ｔへのインデックスとして使
用し、次いで表Ｔから取り出した値を桁上げは無視して
レジスタＢの現在値と加算し、結果をレジスタＢに戻
す。第３の命令"Ａ←Ａ＞＞＞９．"はレジスタＡの値を
回転する。第４の命令は、（第２命令で修正された後
の）レジスタＢと（第３命令で回転された後の）レジス
タＡの排他的ＯＲを生成する。第４の命令の結果はレジ
スタＢに戻される。次にレジスタＢ中の新たに定義され
た値を、行２の命令"Ｑ←Ｂ＆０ｘ７ｆｃ"により、ルー
チンの次の行（行２）のインデックスとして使用し、図
のようにプロセスが継続される。
【００２５】一般化すると、各行の第２の命令は特定の
レジスタの現在値を取り、その現在値をその現在値と表
Ｔから取り出した値との関数（たとえば＋、ＸＯＲな
ど）で置き換えることがわかる。さらに、表Ｔから取り
出されこの機能で使用される値は、他のレジスタから導
出された１つまたは複数の値によって、すなわち各行の
第１の命令によって決定される。すなわち、たとえばレ
ジスタＡの値の一部分が、行１で命令"Ｐ←Ａ＆０ｘ７
ｆｃ"のための（レジスタＢを修正するための）インデ
ックスとして使用され、行３ではレジスタＣとレジスタ
Ａが（Ｐにより）表インデックス値を生成する。後者の
インデックスは命令"Ｐ←（Ｐ＋Ｃ）＆０ｘ７ｆｃ"によ
って生成される。
【００２６】行１〜８に示されている命令の特定のシー
ケンスは、特にハードウェアで実施するように設計され
た暗号化アルゴリズムと比較して、計算上効率のよいこ
とがわかっており、従来のプロセッサ・プラットフォー
ムで十分にランダム化されたレジスタ値を非常に高速に
生成する。
【００２７】行１〜８の処理が実行された後、ルーチン
は行９に進んでマスク処理を実行する。具体的には、行
９は図１のマスク処理Ｂiの１つに対応する。この処理
では、１組の値（たとえば順次ワードであるＳ
［０］．．．Ｓ［３］）が表Ｓから得られ、当該のマス
ク処理の実行後に存在するレジスタ（Ａ、Ｂ、Ｃ、Ｄ）
の事前出力値を「マスク」するのに使用される。この
「マスク」処理を、（第１組のレジスタ（Ａ、Ｂ、Ｃ、
Ｄ）の）各レジスタ値について実行して、マスクされた
レジスタ値を生成することが好ましい。例示した命令を
見るとわかるように、レジスタＢ中の事前出力値のマス
ク処理は命令"Ｂ＋Ｓ［４ｉ−４］"の一部分によって実
行される。表Ｓから取り出した順次ワードを使って、命
令が示すように他のレジスタＣ、Ｄ、Ａに対しても類似
のマスク動作が行われる。
【００２８】マスクされたレジスタ値が連結されて、混
合機能Ｍiとそれに対応するマスク機能Ｂiによって定義
される機能（関数）ＳＥＡＬa（ｎ）の特定の繰返し用
のデータ・ストリングｙiが形成される。特定の繰返し
用のデータ・ストリングｙiを形成した後、このアルゴ
リズムはステップ１１の命令を実行して、レジスタ値
（ｎ1、ｎ2、ｎ3、ｎ4）を使ってマスクされていないレ
ジスタ値（Ａ、Ｂ、Ｃ、Ｄ）を修正し、その後に次の繰
返し処理に入る。
【００２９】先に指摘したように、表Ｓから４つ組（Tu
ple）がなくなると、機能は図２に戻って、Ｒ表からの
次の１組の値について初期設定プロセスを再実行する。
新しいレジスタ値が決定されると、図３の"ｆｏｒ ｉ"
ループが再始動される。
【００３０】本発明の擬似ランダム機能を使用して特定
のアプリケーションについて十分な出力ビットが収集さ
れると、図２の外側ループが行１０の命令によって破ら
れる。先に指摘したように、変数Ｌは所望の出力ストリ
ームの長さであり、Ｌは大きな限界をもつ、たとえばＬ
≦６４ｘ１０２４ｘ８ビットと仮定する。本発明の機能
はＬ'個のビットを生成するとビットの生成を停止す
る。Ｌ'は１２８の最小倍数であり、少なくともＬであ
る。メッセージ暗号化の応用例では、Ｌが４０９６ｘ８
ビットより小さいことがしばしばあるが、パーソナル・
コンピュータ上でのディスク暗号化の場合はＬは通常５
１２ｘ８ビットである。
【００３１】図３を見るとわかるように、一般に特定の
レジスタが修正されたとき、＋演算とＸＯＲ演算を交互
に行なうことが望ましいことが判明している。すなわ
ち、行１でレジスタＢの値が＋演算子を使って修正さ
れ、行５でＢの値がＸＯＲ演算子を使って修正される。
同様に行９の処理中に様々なレジスタを横切ってこれら
の演算を交互に行なうことも望ましい。このような演算
が好ましいものの、図３に示した特定のアルゴリズムは
本発明の範囲を制限するものと見なすべきではない。た
とえば、ある種の応用例では同一の演算子（＋またはＸ
ＯＲ）をずっと使用するのが望ましいこともある。行１
〜４のそれぞれの第４の命令（その目的はＡ、Ｂ、Ｃ、
Ｄの高位ビットにおける情報をより速やかに「拡散（di
ffuse）」させることである）を省略することすら望ま
しいことがある。別法として、各行の第３の命令におけ
る回転の度合を変化させ、あるいは異なる行が異なる回
転命令をもつようにすることもできる。このアルゴリズ
ムの基本目的に影響を与えずに特定の機能（＋、ＸＯ
Ｒ）の順序を変え、あるいは数多くの方法で変化させる
こともできる。これらの変形はすべて、長さの増大する
擬似ランダム機能が表駆動式制御の下でインデックス値
をＬビットのストリングに展開するという、本発明の発
明に十分に含まれるものと見なすべきである。
【００３２】このソフトウェア効率のよい（software-e
fficient）擬似ランダム機能およびその暗号化への使用
は、多数の異なるオペレーティング・システムの下で多
数の異なるコンピュータで実施することができる。たと
えば、パーソナル・コンピュータ、ミニコンピュータ、
メインフレーム・コンピュータ、あるいは他のコンピュ
ータの分散ネットワーク中で走るコンピュータがこれら
の目的に有用である。コンピュータの具体的選択はディ
スク及びディスク記憶要件によってのみ制限されるが、
本発明ではＩＢＭ ＰＳ／２TMシリーズのコンピュータ
が使用できる。ＩＢＭのＰＳ／２シリーズのコンピュー
タに関する詳細は、「技術解説書パーソナル・システム
／２モデル５０、６０システム」ＩＢＭ社、部品番号６
８ｘ２２２４、注文番号Ｓ６８Ｘ−２２２４、及び「技
術解説書パーソナル・システム／２（モデル８０）」Ｉ
ＢＭ社、部品番号６８ｘ２２５６、注文番号Ｓ６８Ｘ−
２２５４を参照されたい。ＩＢＭＰＳ／２パーソナル・
コンピュータが走行できる１つのオペレーティング・シ
ステムは、ＩＢＭのＯＳ／２ ２．０TMである。ＩＢＭ
ＯＳ／２ ２．０オペレーティング・システムに関す
る詳細は、「ＯＳ／２ ２．０技術ライブラリ・プログ
ラミングの手引」、Ｖｏｌ．１、２、３バージョン２．
００、注文番号１０Ｇ６２６１、１０Ｇ６４９５、１０
Ｇ６４９４を参照されたい。
【００３３】あるいは、コンピュータ・システムは、Ａ
ＩＸTMオペレーティング・システム上で走行するＩＢＭ
ＲＩＳＣシステム／６０００TM系列のコンピュータで
もよい。ＲＩＳＣシステム／６０００の様々なモデル
が、ＩＢＭ社の多くの刊行物、たとえば「ＲＩＳＣシス
テム／６０００、７０７３および７０１６パワーステー
ション及びパワーサーバ・ハードウェア技術解説書」、
注文番号ＳＡ２３−２６４４−００に記載されている。
ＡＩＸオペレーティング・システムは、「一般概念及び
手順−ＲＩＳＣシステム／６０００用ＡＩＸバージョン
３」、注文番号ＳＣ２３−２２０２−００ならびにＩＢ
Ｍコーポレーションの他の刊行物に記載されている。
【００３４】そのような１つのコンピュータを図４に示
す。図のコンピュータ２０は、システム・ユニット２１
とキーボード２２とマウス２３と表示装置２４を備えて
いる。表示装置２４の画面２６は、グラフィカル・ユー
ザ・インターフェース（ＧＵＩ）を提示するために使用
される。オペレーティング・システムによってサポート
されるグラフィカル・ユーザ・インターフェースを使用
すると、ユーザは、ポイント・アンド・シュート入力方
法、すなわち画面２６の特定の位置にあるデータ・オブ
ジェクトを表すアイコンにマウス・ポインタ２５を移動
し、マウス・ボタンを押してユーザ・コマンドまたは選
択を実行する方法を使用することができる。
【００３５】図５は、図４に示したパーソナル・コンピ
ュータの構成要素の構成図を示す。システム・ユニット
２１は、１本または複数のシステム・バス３１を含み、
このバスに様々な構成要素が結合され、このバスによっ
て様々な構成要素間の通信が実現される。マイクロプロ
セッサ３２がシステム・バス３１に接続され、やはりシ
ステム・バス３１に接続された読取り専用メモリ（ＲＯ
Ｍ）３３とランダム・アクセス・メモリ（ＲＡＭ）３４
によってサポートされる。ＩＢＭマルチメディアＰＳ／
２シリーズのコンピュータ中のマイクロプロセッサは、
３８６型または４８６型マイクロプロセッサを含むＩｎ
ｔｅｌマイクロプロセッサ・ファミリの１つである。た
だし、上記のように、６８０００、６８０２０または６
８０３０マイクロプロセッサなどＭｏｔｏｒｏｌａ社の
マイクロプロセッサ・ファミリや、ＩＢＭ、Ｈｅｗｌｅ
ｔｔ Ｐａｃｋａｒｄ、Ｓｕｎ、Ｉｎｔｅｌ、Ｍｏｔｏ
ｒｏｌａ及びその他製の様々なＲＩＳＣマイクロプロセ
ッサを含むが、それだけには限定されないその他のマイ
クロプロセッサを特定のコンピュータ中で使用すること
もできる。
【００３６】ＲＯＭ３３は、他のコードの他に、とりわ
け対話などの基本ハードウェア動作やディスク・ドライ
ブ及びキーボードを制御する基本入出力システム（ＢＩ
ＯＳ）を格納している。ＲＡＭ３４は主メモリであり、
それにオペレーティング・システムやアプリケーション
・プログラムがロードされる。メモリ管理チップ３５は
システム・バス３１に接続され、ＲＡＭ３４とハード・
ディスク・ドライブ３６とフロッピー・ディスク・ドラ
イブ３７の間でのデータのやり取りを含めて直接メモリ
・アクセス動作を制御する。ＣＤ ＲＯＭ４２もシステ
ム・バス３１に結合され、大量のデータ、たとえばマル
チメディア・プログラムや大型データベースの格納に使
用される。
【００３７】このシステム・バス３１には、キーボード
制御装置３８、マウス制御装置３９、ビデオ制御装置４
０、オーディオ制御装置４１など様々な入出力制御装置
も接続されている。キーボード制御装置３８はキーボー
ド２２用のハードウェア・インターフェースを提供し、
マウス制御装置３９はマウス２３用のハードウェア・イ
ンターフェースを提供し、ビデオ制御装置４０は表示装
置２４用のハードウェア・インターフェースであり、オ
ーディオ制御装置４１はスピーカ２５ａと２５ｂ用のハ
ードウェア・インターフェースである。トークンリング
・アダプタなどの入出力制御装置５０は、ネットワーク
５６を介した同様の構成の他のデータ処理システムとの
通信を可能にする。
【００３８】本発明の１つの好ましい実施態様は、ラン
ダム・アクセス・メモリ３４に常駐するコード・モジュ
ール中の１組の命令としてのものである。コンピュータ
・システムが必要とするまで、この１組の命令は、別の
コンピュータ・メモリ、たとえばハード・ディスク・ド
ライブ３６に、あるいは最終的にＣＤ ＲＯＭ４２で使
用するために光ディスクに、あるいは最終的にフロッピ
ー・ディスク・ドライブ３７で使用するためにフロッピ
ー・ディスクに格納しておくことができる。図に示すよ
うに、オペレーティング・システム６０及びプレゼンテ
ーション・マネージャ６２は、ＲＡＭ３４に常駐する。
【００３９】本明細書で述べる擬似ランダム機能のクラ
スの様々な適用例は極めて多様であるが、ここでいくつ
かの適用例について説明する。ただし、これらの例は例
示にすぎず、本発明の機能の用途を制限するものではな
い。これらの適用例には、ローカル・エリア・ネットワ
ーク（ＬＡＮ）メッセージ暗号化、ディスク暗号化、フ
ァイル暗号化、擬似乱数生成が含まれる。
【００４０】高速ソフトウェア暗号を必要とする典型的
な適用例では、遠隔パートナへの通信セッションの間中
または特定の機械へのログイン・セッション中ずっとデ
ータ暗号化が必要である。どちらの場合も、セッション
を保護するキー"ａ"が、セッションのセットアップ時に
決定される。通常は、このセッションのセットアップに
は少なくとも数ミリ秒かかり、したがって時間がクリテ
ィカルな動作ではない。したがって、このとき、比較的
短いキー"ａ"を（それより簡潔でない）このキー専用の
暗号変換の表現に変換するのに数ミリ秒を要してもかま
わない。したがって、本発明はこの適用例に非常に有用
である。
【００４１】
【００４２】
【００４３】
【００４４】本発明のもう１つの適用例は、すべてのデ
ィスク・アクセスを透過的に暗号化する装置ドライバで
ある。この適用例では、キーａはセッション・キーでは
なく、ユーザｕがそのマシンをオンにしたときに入力す
るパスワードｐuから導出されるストリングである。オ
ペレーティング・システムがハード・ディスクからｉ番
目のセクタの読取りを試みるとき、そこ（すなわちスト
リングｘ）からデータが読み取られ、それをＳＥＡＬa
（ｉ）とＸＯＲすることによって非暗号化される。セク
タの長さと同様のＳＥＡＬのビットが使用される。同様
に、オペレーティング・システムがｉ番目のセクタへの
書込みを試みるとき、書き込むべきデータがまずＳＥＡ
Ｌa（ｉ）とＸＯＲすることによって暗号化される。そ
の内容を暗号化すべきディスクが複数ある場合、２つの
セクタが同じインデックスを受け取らないように、各デ
ィスクごとにインデックスが選択される。
【００４５】図７は、装置ドライバ内でサポートされ
る、このようなディスクの暗号化を容易にするための擬
似ランダム機能を示す、図５のコンピュータの一部分を
示す。ここでは、装置ドライバの語は、終了・現在常駐
プログラムも含む。この例では、コンピュータは、大容
量記憶装置、この場合は図５のコンピュータのハード・
ディスク３６向けの読取りコールまたは書込みコールを
インターセプトする装置ドライバ７６をサポートする。
この読取りまたは書込みコールは、オペレーティング・
システム７８から装置ドライバ７６に送られる。オペレ
ーティング・システムは、ユーザがコンピュータをオン
するときに入力するパスワードｐuを受け取る、ログイ
ン機能８０をサポートする。ログイン機能は、そのパス
ワードをキー処理機能８２に渡し、キー処理機能は表
Ｔ、Ｒ、Ｓを生成する。これらの表が擬似ランダム機能
８４に供給され、擬似ランダム機能は暗号化機能８６に
よってディスク・データを暗号化する。
【００４６】擬似ランダム機能のもう１つの適用例はフ
ァイル暗号化である。この場合はストリングはデータ・
ファイルであり、インデックスはその特定のファイルに
関連する独自のファイル識別子である。図８に、ファイ
ル・システム中でローカル及び遠隔のファイル暗号化を
容易にするためにサポートされる擬似ランダム機能を示
す、図５のコンピュータの一部分を示す。この代表例で
は、適用業務がアクセスしたファイルは、ローカル・フ
ァイル・システム８８内に常駐することもあり、通信リ
ンク９２を介してローカル・ファイル・システム８８か
らアクセス可能なリモート・ファイル・システム９０内
に常駐することもある。図７の場合と同様に、ログイン
機能８０がユーザの名前とパスワードを決め、それらを
キー処理機能８２に渡し、このキー処理機能が表Ｔ、
Ｒ、Ｓを生成する。これらの表が擬似ランダム機能８４
に供給され、擬似ランダム機能は、擬似ランダム・ビッ
ト・ストリングを生成し、暗号化機能８６がそれを使っ
てデータ・ファイルを暗号化する。ファイル・システム
は、読取り要求及び書込み要求を送るための適切なイン
ターフェースを含んでいる。
【００４７】もう１つの適用例は、予見不能なビットの
供給源を必要とするソフトウェア適用業務に有用な、高
速擬似乱数生成である。この場合、ランダム・キー"ａ"
は、ＳＥＡＬa（ｉ1）‖ＳＥＡＬa（ｉ2）‖．．．によ
って定義されるずっと長い擬似ランダム・ストリングに
拡張される。ただし、（ｉ1、ｉ2．．．）はインデック
スの簡単なシーケンス（たとえば０、１、２、．．．）
である。
【００４８】上記に開示した特定の実施例を基礎として
利用して、本発明と同じ目的を実施するための他のルー
チンを適当に修正または設計できることが当事者には理
解できよう。たとえば、好ましい実施例では本発明を３
２ビット・プロセッサで実施するが、この方法は６４ビ
ット・マシンを含む他の実行ビークルにも適用できるこ
とが容易に理解できよう。"ｎ"の長さなど他のパラメー
タも容易に増大しあるいはその他の形で変更することが
できる。
【００４９】
【発明の効果】本発明により、所定の繰返し処理により
所望の長さの擬似ランダム・ビット・ストリングを生成
できるようになるので、例えばＤＥＳ等のハードウェア
効率はよい既存の暗号化手法に比して、よりソフトウェ
ア効率の高い（すなわち、あらゆるアプリケーションに
適合しうる）暗号化が可能になる。
【図面の簡単な説明】
【図１】キー"ａ"から生成される１組の表Ｔ、Ｒ、Ｓの
制御下で３２ビットのインデックス"ｎ"を擬似ランダム
Ｌビット・ストリングＳＥＡＬａ（ｎ）にマップするた
めの本発明の擬似ランダム機能の一部分のプロセス流れ
を示す図である。
【図２】図１の初期設定プロセスを示す図である。
【図３】擬似ランダム・ビット・ストリングＳＥＡＬａ
（ｎ）を生成するための擬似ランダム機能の好ましい実
施例を示す図である。
【図４】擬似ランダム機能を実施する際に使用し、この
関数を暗号化のために使用するための、システム・ユニ
ット、キーボード、マウス及び表示装置を備えるコンピ
ュータを示す図である。
【図５】図４に示したコンピュータのアーキテクチャ構
成図である。
【図６】ディスク暗号化を容易にするために装置ドライ
バ中でサポートされる擬似ランダム機能を示す図５のコ
ンピュータの一部分を示す図である。
【図７】ローカル・ファイル暗号化と遠隔ファイル暗号
化の両方を容易にするためにファイル・システム中でサ
ポートされる擬似ランダム機能を示す、図５のコンピュ
ータの一部分を示す図である。
フロントページの続き (72)発明者 ドン・コパースミス アメリカ合衆国10562 ニューヨーク州 オシニング フェリス56 ピー１ (72)発明者 フィリップ・ダブリュー・ロガウェイ アメリカ合衆国78758 テキサス州オー スチン クリプル・クリーク・ドライブ 1620

Claims (3)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】キーからあらかじめ計算された擬似ランダ
    ムな数の表をデータ暗号化に有用な擬似ランダム・ビッ
    ト・ストリングに変換する暗号化システムであって、 （ａ）インデックス値および前記表からの１組の値を用
    いて１組のレジスタのための初期値を生成する手段と、 （ｂ）前記レジスタの現在値を取り、この現在値と前記
    表から取り出した値の関数でこの現在値を置換えること
    により前記レジスタの少なくともいくつかを混合する手
    段と、 （ｃ）手段（ｂ）で修正されたレジスタ値を連結して、
    擬似ランダム・ビット・ストリングを生成する手段と、 （ｄ）擬似ランダム・ビット・ストリングが所望の長さ
    になるまで前記手段（ｂ）と（ｃ）の動作を所定回数反
    復させる手段と、 を含む暗号化システム。
  2. 【請求項２】インデックス値およびキーに関してデータ
    ・ストリングを暗号化する暗号化システムであって、 （ａ）前記キーを予め処理して擬似ランダム値の第１、
    第２、および第３の表を生成する手段と、 （ｂ）インデックス値および前記第１の表からの第１の
    組の値を用いて前記第３の表からの値を第１および第２
    の組のレジスタ値にマップする手段と、 （ｃ）レジスタの現在値を取り、この現在値と前記第３
    の表から取り出した値の関数でこの現在値を置換えるこ
    とにより前記レジスタの少なくともいくつかを混合する
    手段と、 （ｄ）前記第２の表からの第１の組の値を用いて、前記
    手段（ｃ）で混合されたレジスタ値をマスクする手段
    と、 （ｅ）マスクされたレジスタ値を連結して擬似ランダム
    ・ビット・ストリングを生成する手段と、 （ｆ）第２の表からの第２の組の値に対して前記手段
    （ｃ）ないし（ｅ）を動作させる手段と、 （ｇ）擬似ランダム・ビット・ストリングが所望の長さ
    になるまで第１の表からの第２の組の値に対して前記手
    段（ｂ）ないし（ｆ）を動作させる手段と、 を含む暗号化システム。
  3. 【請求項３】インデックス値および暗号化キーに関して
    データ・ストリングを暗号化する暗号化システムであっ
    て、 （ａ）インデックス値および前記暗号化キーから予め計
    算された擬似ランダム数の表からの１組の値を用いて１
    組のレジスタのための初期値を生成する手段と、 （ｂ）前記レジスタの現在値を取り、この現在値と前記
    表から取り出した値の関数でこの現在値を置換えること
    により前記レジスタの少なくともいくつかを混合する手
    段と、 （ｃ）手段（ｂ）で修正されたレジスタ値を連結して、
    擬似ランダム・ビット・ストリングを生成する手段と、 （ｄ）擬似ランダム・ビット・ストリングが所望の長さ
    になるまで前記手段（ｂ）と（ｃ）の動作を所定回数反
    復させる手段と、 （ｅ）擬似ランダム・ビット・ストリングとデータ・ス
    トリングとを組み合わせることによりデータ・ストリン
    グを暗号化する手段と、 を含む暗号化システム。
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