JPH0537795A

JPH0537795A - フアクシミリ

Info

Publication number: JPH0537795A
Application number: JP3216028A
Authority: JP
Inventors: Kineo Matsui; 甲子雄松井; Yasuhiro Nakamura; 康弘中村; Kiyoshi Tanaka; 清田中
Original assignee: NIPPON INFURAROJITSUKU KK
Current assignee: NIPPON INFURAROJITSUKU KK
Priority date: 1991-07-31
Filing date: 1991-07-31
Publication date: 1993-02-12

Abstract

(57)【要約】【目的】現行のカードＦＡＸシステムにおけるアプリ
ケーション・ソフトウエアを部分的に変更し、追加する
だけで署名およびスクランブルを実現する。【構成】送信者および送信文書の正当性を示すための
署名文を画像データの一部に埋め込む手段と、符号化さ
れた画像データにスクランブル処理を施す手段とを含
む。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、署名およびスクランブ
ルによる機密保護機能を備えるファクシミリに関し、特
にパーソナルコンピュータ（以下パソコンと略称する）
を通信手段とし、カードＦＡＸと通称されるファクシミ
リに関する。

【０００２】

【従来の技術】ファクシミリ通信により文書通信の概念
は大きく変革され、即時性を求められる現在社会におい
てファクシミリはもはや不可欠な通信手段となってい
る。⁽¹⁾しかし、文書通信におけるファクシミリの利用
価値が高まるに伴い、送信者や送信文書の信憑性などの
機密保護に関する対策の必要性もまた増加している。す
なわち、一般文書から重要文書に到るまで、その使用目
的に応じた文書の機密保護対策が必要とされている。Ｃ
ＣＩＴＴの標準化による現行ファクシミリ通信では、フ
ァクシミリ端末から端末間の送信データに到るまで文書
の機密保護に関する対策が何も施されていないために、
（１）ダイヤルミスなどの誤伝送や受信端末における第
３者の介在による情報漏洩の危険性がある、（２）広告
や各種案内などのダイレクトメール的な第三者の無断侵
入を防ぐことができない、（３）通信ネットワーク上で
の盗聴・改ざんに対して無防備である、などの運用上の
問題点が指摘されている。そこで、端末間の盗聴・傍受
を防止し、送信者や送信文書の認証機能を持つ専用アダ
プタが近年いくつか開発されている。

【０００３】一方、マイクロエレクトロニクス技術の急
激な進歩により最近では高機能なパソコンを低価格で利
用できるようになり、従来独立的に利用されていたパソ
コンを通信手段として利用する試みが活発化している。
このような傾向は、専用の通信端末を別途購入・利用す
るより経済的であり、さらに、パソコンのデータ処理・
蓄積機能を付加的に利用できることなどの理由による。
パソコンを用いたファクシミリ通信についても、カード
ＦＡＸ（またはパソコンＦＡＸ）と称する拡張ボード型
の通信用アダプタがすでに実用化され、その有効性が示
されている。

【０００４】まず、従来のカードＦＡＸの構成例を図１
に示す。カードＦＡＸは、パソコンの拡張スロットに挿
入して電話回線に接続すれば直ちにファクシミリ通信を
行うことができる最もコンパクトな通信アダプタであ
る。ハードウエア的には、拡張基板にＮＣＵ（ネットワ
ーク制御装置）および制御信号用と画像信号用のＭＯＤ
ＥＭが搭載されており、通信インタフェースとして機能
する。一方、付属のアプリケーション・ソフトウエアは
伝送制御および画像データの符号化機能を実現するのが
一般的である。また、カードＦＡＸではワープロなどで
作成した文書を直接ファクシミリ通信するために、テキ
ストデータを画像データや符号データへ変換する機能も
ソフトウェアで行う。そこで、この報告ではパソコンに
よるファクシミリ通信の最大の利点、すなわち、ソフト
ウエア次第で様々な機能を付加的に実現できる自由度に
着目し、カードＦＡＸにセキュリティ機能を持たせるこ
とを試みる。従来の送・受信、文書読み取り、ファイル
変換や文書出力などの一般的な機能の他に、送信者と送
信文書の正当性を示すための署名および文書の秘匿を目
的とするスクランブル機能をソフトウエアにより実現
し、付加する。

【０００５】

【発明が解決しようとする課題】そこで、この発明で
は、将来パソコンを利用したカードＦＡＸが有力な通信
手段となることを想定し、セキュリティ機能を有するカ
ードＦＡＸが求められる。本発明の目的は、現行のカー
ドＦＡＸシステムにおけるアプリケーション・ソフトウ
エアを一部変更・追加するだけで実現可能であり、マイ
クロプロセッサの処理機能を利用してソフトウエアによ
リ署名およびスクランブルを実現することにある。

【０００６】

【課題を解決するための手段】前述の課題を解決するた
めに本発明が提供するファクシミリは、送信者および送
信文書の正当性を示すための署名文を画像データの一部
に埋め込む手段と、符号化された画像データにスクラン
ブル処理を施す手段とを含んでなる。

【０００７】

【実施例】図２は本発明のファクシミリにおける機密保
護システムを示すブロック図である。送信側では署名プ
ロセスおよび暗号化プロセス、受信側では認証プロセス
および復号プロセスのそれぞれ２つのプロセスから構成
される。

【０００８】まず、送信側における署名プロセスでは、
送信者と送信文書の正当性を示すために入力文書の一部
分に対して署名を施す。すなわち、メモリに蓄積された
文書画像データの一部分、たとえば、送受信者の名前お
よび宛先などが記載されている領域に対して、マイクロ
プロセッサの処理機能により署名文を埋め込み、符号化
した後送信する。署名文の埋め込まれた文書画像の一部
分の符号データは、スクランブルせずにそのまま伝送す
る。よって、文書冒頭部（ヘッダー部）は従来通り判読
できるものとする。送信者は、このプロセスにおいて送
信文書Ｍ_iと共に署名用の秘匿鍵Ｋ₀および署名文Ｎ_s
を入力する。署名処理（署名文の埋め込み）が終了する
と、つぎの暗号化プロセスにおける当初のスクランブル
鍵Ｋ₁を生成し、暗号化プロセスに移行する。

【０００９】暗号化プロセスでは、逐次画像データから
生成される鍵Ｋ_i（ｉ＝１，２，…）により符号化され
る画像データをスクランブル処理する。スクランブル方
法については後に詳述するが、２のべき乗単位にブロッ
ク化した符号（２進）データを転置暗号化し、伝送す
る。

【００１０】一方、受信側における認証プロセスでは、
送信者と受信者の共通の秘匿鍵Ｋ₀が入力され、受信デ
ータＦ（Ｍ_i）より抽出された署名文Ｎ_sの正当性によ
り送信者と送信文書の確認が行われる。このとき、も
し、署名文Ｎ_sが意味のあるデータならば送信者および
送信文書の正当性が認められ、生成された復号鍵Ｋ₁を
もとに復号プロセスに移行する。逆に、Ｎ_sが意味のな
いデータならば送信者または送信文書は正当でないと判
断され、以下の処理を中止して受信文書を棄却する。

【００１１】復号プロセスでは、逐次復号された画像デ
ータから生成される鍵Ｋ_i（ｉ＝１，２…）により暗号
化された受信データをブロック単位に逆スクランブル
し、符号データから画像データへと変換する。

【００１２】このように提案するシステムでは、送信者
および受信者は共通鍵Ｋ₀だけを秘匿・管理すればよ
い。また、スクランブル（逆スクランブル）鍵Ｋ_i（ｉ
＝１，２，…）は文書画像の構造に依存して処理過程に
おいて逐次生成されるので、署名、暗号化関数の構造お
よび秘匿鍵Ｋ₀を知らない第３者がこれらを検出するこ
とは困難であるという特徴がある。

【００１３】

【署名方法】

【署名文の埋め込み】送信者および送信文書の正当性を
示すための署名は、ディジタル化された文書画像データ
に署名文を直接埋め込むことにより行う。すなわち、走
査線に分解された画像データから鍵でランダムに指定し
た走査線を参照し、この参照走査線と符号化走査線上の
変化画素間の距離の偶奇性を１ビットの署名データによ
り変調する。

【００１４】まず、符号化走査線とｓ本の参照走査線上
の変化画素などについて以下のように定義する（図３参
照）。ａ₁：符号化走査線上の注目ランレングス（以下ＲＬと
記述する）の最初の変化画素。ただし、第１ＲＬは除
く。ｂ₁ ^(j)：第ｊ（１≦ｊ≦ｓ）参照走査線上のａ₁に対
応するａ₁と同色の変化画素。すなわち、ａ₁の直上画
素がａ₁と同色のときはａ₁以前のＲＬの最初の画素、
ａ₁の直上画素がａ₁と逆色のときはａ₁より右にある
ＲＬの最初の画素。 Δ_j（ａ_lｂ_m）：変化画素ａ_lとｂ_m ^(j)の距離。 φ_j：Δj(ａ₁ｂ₁）の偶奇性を示し、Δ_j（ａ
₁ｂ₁）が偶数ならば０，Δ_j（ａ₁ｂ₁）が奇数なら
ば１とする。

【００１５】このとき、ｒビットの署名鍵Ｋ₀＝｛ｋ₀（ｔ₀）｜ｔ₀＝０，１，…，ｒ−１；ｋ₀（ｔ₀）＝０，１｝ (1) においてｋ₀（ｔ₀）＝１のとき、直前のｋ
₀（ｔ₀′）＝１からｋ₀（ｔ₀）＝１までのビット長ｊ＝ｔ₀−ｔ₀′ (2) を求める（ただし、最初のｋ₀（ｔ₀）＝１ではｊ＝ｔ
₀＋１とする）。そして、符号化走査線上の変化画素ａ
₁と第ｊ参照走査線上の変化画素ｂ₁ ^(j)間の距離Δ_j
（ａ₁ｂ₁）の偶奇性φ_jに、ｑビットの署名文Ｎ_s＝｛ｎ_s（ｕ）｜ｕ＝０，１，…，ｑ−１；ｎs （ｕ）＝０，１｝ (3) から抽出した１ビットの署名データｎ_s（ｕ）をつぎの
手順で埋め込む。（１）Δ_j（ａ₁ｂ₁）＞０のとき、Δ_j（ｂ₀ａ₁）
≧１かつΔ_j（ｂ₁ａ₂）≧１を満足するならば、（ａ）φ_jＸＯＲｎ_s（ｕ）＝０のときそのまま、（ｂ）φ_jＸＯＲｎ_s（ｕ）＝１のときａ₁を１画素分
右へ移動する。（２）Δ_j（ａ₁ｂ₁）≦０のとき、Δ_j（ｂ₀ａ₁）
≧−Δ_j（ａ₁ｂ₁）＋２を満足するならば、（ａ）φ_jＸＯＲｎ_s（ｕ）＝０のときそのまま、（ｂ）φ_jＸＯＲｎ_s（ｕ）＝１のときａ₁を１画素分
左へ移動する。上記（１）及び（２）の規約を式（４）
とする。ただし、ｋ₀（ｔ₀）＝０のときは署名データ
は埋め込まない。

【００１６】また、この手順により埋め込まれた署名デ
ータは、つぎの手順で容易に復号できる。（１）Δ_j（ａ₁ｂ₁）＞０のとき、Δ_j（ｂ₀ａ₁）
≧１かつΔ_j（ｂ₁ａ₂）≧１を満足するならば、ｎ_s（ｕ）＝φ_j。（２）Δ_j（ａ₁ｂ₁）≦０のとき、Δ_j（ｂ₀ａ₁）
≧−Δ_j（ａ₁ｂ₁）＋２を満足するならば、ｎ_s（ｕ）＝φ_j。そして、抽出された１ビットの署名データｎ_s（ｕ）を
署名文Ｎ_sとして組み立てる。上記（１）及び（２）の
規約を式（５）とする。

【００１７】署名文の埋め込みはこのように文書画像の
構造（複数の走査線にわたるＲＬのパターン）に依存し
て行われるので、第３者が署名文を復号したり、文書画
像Ｍ_fを偽造・改ざんすることは困難である。

【００１８】

【スクランブル鍵の生成】つぎに、暗号化プロセスにお
けるスクランブル鍵Ｋ_i（ｉ＝１，２，…）の生成方法
について示す。Ｋ_iは、直前に使用されたＫ_i-1（当初
は署名鍵Ｋ₀）に基づき、文書画像データの構造から生
成される。まず、最大参照走査線数ｓについてｓ≦２^h (6) を満足する最小の整数値ｈを求め、これをｈ₀とする。
直前の鍵Ｋ_i-1のビット系列からつぎのｈ₀個のビット
系列｛ｋ_i-1（（ｔ_i-1＋α）ｍｏｄｒ）｜ α＝０，１，…，ｈ₀−１｝ (7) を抽出し、これを１０進数ｄ₀に変換する。つぎに、ｌ＝（ｄ₀＋１）ｍｏｄｓ (8) により参照走査線番号ｌを決定する。そして、符号化走
査線上の変化画素ａ₁と第ｌ参照走査線上の変化画素ｂ
₁ ^(l)間の距離Δ_l（ａ₁ｂ₁）の偶奇性φ_lを求め、
ｋ_i（ｔ_i）＝φ_lとする。この操作を引続きｒ回繰り
返してスクランブル鍵Ｋ_i＝｛ｋ_i（ｔ_i）｜ｔ_i＝０，１，…，ｒ−１；ｋ_i（ｔ_i）＝０，１｝ (9) を得る。

【００１９】この報告では、このように文書画像の構造
に依存して逐次生成される鍵により符号化されたデータ
を転置するスクランブル方法を用いる。その具体的な方
法をつぎに示す。

【００２０】

【スクランブル方法】

【暗号化の概念】平文Ｍを鍵Ｋで暗号化して得られる暗
号文をＣ＝Ｅ（Ｋ，Ｍ） (10) と表現する。従来のハードウェアによる転置法ではＥの
構造が固定されているため、転置の自由度は鍵の自由度
にすべてを依存し、Ｃ_i＝Ｅ（Ｋ_i，Ｍ）（ｉ＝１，２，…） (11) が得られるのみであった。これに対し、本手法ではＥを
ソフトウェアシステムで構成する。鍵Ｋ_iを入力する
と、システムは自動的に相異なる部分暗号器（復号器）
Ｅ_ijおよび部分鍵Ｋ_ij（ｉ＝１，２，…；ｊ＝１，２，
…，ｎ）を生成・配列し、さらにそれらを結合してＣ＝Ｅ_i1（Ｋ_i1，Ｅ_i2（Ｋ_i2，…，Ｅ_in（Ｋ_in，Ｍ））…） (12) を出力する。

【００２１】このシステムでは式（１２）を以下の手順
で実現する。まず、スクランブル鍵Ｋ_i（ｉ＝１，２，
…）が入力されると、その一部を利用してメモリ上にＥ
_ijおよびＫ_ijを展開する。すなわち、図４に示すように
鍵Ｋ_iのビット系列の一部が機械語プログラムとして利
用され、引き続く系列が部分鍵として用いられる。つぎ
に、メモリ上に格納された符号データを２のべき乗単位
にブロック化して入力し、生成したプログラムによりブ
ロック内の個々のデータの座標値を引数としてスクラン
ブルする。その演算結果を新しい座標値として符号デー
タを出力する。この方法で１ブロックの転置が終了する
と、暗号化系列と共につぎのブロックのためのスクラン
ブル鍵Ｋ_i+1が出力され、Ｋ_i+1に基づいて同様な処理
が繰り返される。この処理の流れを図５に示す。

【００２２】さて、ここで用いられるＥ_ijは、全体でブ
ロック転置暗号を構成する必要性から、各々が全単射
（１：１）の写像関数でなければならない。そこで、本
システムでは、中央処理装置（ＣＰＵ）が持つ基本演算
命令とその拡張演算を各Ｅ_ijとして選定する。これによ
り、暗号器および復号器はわずかのメモリ占有量で高速
な転置処理を行なうことができる。

【００２３】

【全単射写像関数となるＣＰＵ命令】ＣＰＵが持つ加減
乗除演算等の命令の中で被演算数と演算結果との間に全
単射写像を構成するものは限られている。以下にここで
用いたＣＰＵ命令を示す。ただし、上述のスクランブラ
を生成するＣＰＵのレジスタ長をＲとする。したがっ
て、このレジスタでアドレッシング可能な範囲は０〜２
^R−１であり、入力する１ブロックはこの大きさを単位
とする。

【００２４】

【排他的論理和】レジスタ内の各ビットを用意された定
数（暗号化鍵）とビットごとに排他的論理和演算を行な
う処理は全単射である。以下この演算をＸＯＲで示し、
被演算数をＭ、鍵定数をＫ_XORとしたとき演算結果をＣ＝ＸＯＲ（Ｋ_XOR，Ｍ） (13) と表す。明らかにＭ＝ＸＯＲ（Ｋ_XOR，Ｃ） (14) であり、この演算では、式（１３）あるいは式（１４）
の関係にある２つの座標値Ｍ，Ｃをもつ各々のデータが
相互に置き換えられる。すなわち、ブロック内のすべて
のデータは上記の関係を満たす対で置換される。

【００２５】

【左右ローテイト】レジスタ内の各ビットを指定された
方向へ指定されたビット数だけシフトし、レジスタから
はみ出した桁を逆側から入力するローテイト演算は全単
射となる。以下左ローテイトをＲＯＬ、右ローテイトを
ＲＯＲで示す。

【００２６】

【加減算】レジスタ内のデータに、用意された定数を加
減算する処理は全単射である。以下、加算をＡＤＤ、減
算をＳＵＢで示す。一般にＡＤＤのような算術演算命令
は、その結果が桁あふれした場合、フラッグレジスタが
影響を受けるが、この点を無視してレジスタ内のデータ
のみに着目するとＣ＝ＡＤＤ（Ｋ_ADD，Ｍ）＝Ｍ＋Ｋ_ADDｍｏｄ２^R （15）となる。すなわち、個々のデータは距離Ｋ_ADDだけ平行
移動される。上で述べた全単射写像を構成するＣＰＵ命
令の他、以下のような拡張演算も全単射写像となり、転
置効果を向上させる。

【００２７】

【ビット位置の入れ換え】レジスタ内の各ビットを、特
定の位置へ入れ換える処理は全単射である。以下この演
算をＥＸＴ１で示す。鍵Ｋ_EXT1（ｉ）（ｉ＝０，１，
…，Ｒ−１）はレジスタ長Ｒに対応したＲ個の要素から
なる配列であり、それぞれの値は移動先のビット位置を
示す。

【００２８】

【部分空間ごとの位置】レジスタ長Ｒで表現される全ア
ドレス空間を互いに交わらない部分空間に分割し、各部
分空間ごとに全単射演算するとき、全体の転置も全単射
である。部分空間への分割方法としては、レジスタ長を
短くする方法、レジスタ内に含まれるビット１の個数に
よる分類法等がある。ここでは、後者の部分空間を利用
し、この部分空間では演算可能なＲＯＬを適用してＥＸ
Ｔ２で示す。ただし、レジスタ内のすべてがビット１ま
たは０のときを除いた部分空間に適用する。従って、鍵
Ｋ_EXT2（ｉ）（ｉ＝０，１，…，Ｒ−２）はレジスタ長
がＲのとき要素数Ｒ−１個の配列で、その第ｉ要素はレ
ジスタ内にビット１がｉ個存在する部分空間に適用する
ＲＯＬの鍵を示す。

【００２９】

【暗号器・復号器】式（１２）で与えられる暗号器およ
び復号器は、鍵Ｋ_i（ｉ＝１，２，…）のビット系列か
ら機械語命令とそのオペランドを生成する。すなわち、
Ｋ_iから２または３ビットを入力し、表１の変換表に基
づいてｎ段の命令群を生成し、部分暗号器Ｅ_ij（ｊ＝
１，２，…，ｎ）の系列として主記憶のコード領域に展
開する。このとき、同時に各転置演算で必要となるオペ
ランド、すなわち部分鍵Ｋ_ij（ｊ＝１，２，…，ｎ）も
Ｋ_iのビット系列から得る。ただし、暗号器の段数ｎは
予め設定しておくものとする。たとえば、レジスタ長を
Ｒ＝１６（ビット）とすると、各々の演算で必要とされ
る部分鍵のビット数は表２となる。

【表１】

【表２】

【００３０】

【署名および暗号化の具体的手順】本実施例において送
受信間で秘匿すべきデータは（ｓ，ｎ，Ｋ₀）である。
以下にその具体的手順を示す。

【００３１】

【署名プロセス】Ｓｔｅｐ１：文書画像Ｍ_i 、署名鍵Ｋ
₀および署名文Ｎ_sを入力すると共にｔ₀←０、ｔ₁←
０、ｕ←０とする。Ｓｔｅｐ２：ｓ本の走査線をメモリに蓄積すると共に符
号化・伝送する。Ｓｔｅｐ３：Ｓｔｅｐ４からＳｔｅｐ９を署名文Ｎ_sの
埋め込みが終了するまで繰り返す。Ｓｔｅｐ４：Ｓｔｅｐ５からＳｔｅｐ８を符号化走査線
の走査が終了するまで繰り返す。Ｓｔｅｐ５：変化画素ａ₁を検出する。Ｓｔｅｐ６：Ｋ₀からｋ₀（ｔ₀）を含むｈ₀ビットを
抽出して１０進数ｄ₀に変換し、式（８）によりｌを決
定する。第ｌ参照走査線上の変化画素ｂ₁ ^(l)を検出し、
ｋ₁（ｔ₁）←φ_lとする。ｔ₁←ｔ₁＋１とする。Ｓｔｅｐ７：ｋ₀（ｔ₀）＝１ならば、直前のｋ₀（ｔ
₀′）＝１からｋ₀（ｔ₀）＝１までのビット長ｊを式
（２）により決定する。第ｊ参照走査線上の変化画素ｂ
₁ ^(j)を検出して式（４）で署名データｎ_s（ｕ）を埋
め込む。ｎ_s（ｕ）が埋め込まれたときｕ←ｕ＋１とす
る。Ｓｔｅｐ８：ｔ₀←（ｔ₀＋１）ｍｏｄｒとする。Ｓｔｅｐ９：符号化走査線を符号化・伝送すると共に、
符号化走査線を第１参照走査線に、第ｖ参照走査線を第
ｖ＋１（ｖ＝１，２，…，ｓ−１）参照走査線に更新す
る。Ｓｔｅｐ１０：暗号化プロセスに移行する。

【００３２】

【暗号化プロセス】Ｓｔｅｐ１：ｉ＝１とし、ｎを入力
する。Ｓｔｅｐ２：Ｓｔｅｐ３からＳｔｅｐ８をすべての符号
データについて終了するまで繰り返す。Ｓｔｅｐ３：ｔ_i←０，ｔ_i+1←０とする。Ｓｔｅｐ４：Ｓｔｅｐ５からＳｔｅｐ８を符号データ量
が２^Rビット以上になるまで繰り返す。Ｓｔｅｐ５：Ｓｔｅｐ６からＳｔｅｐ７を符号化走査線
の走査が終了するまで繰り返す。Ｓｔｅｐ６：変化画素ａ₁を検出する。Ｓｔｅｐ７：Ｋ_iからｋ_i（ｔ_i）を含むｈ₀ビットを
抽出して１０進数ｄ₀に変換し、式（８）によりｌを決
定する。第ｌ参照走査線上の変化画素ｂ₁ ^(l)を検出し、
ｋ_i+1（ｔ_i+1）＝φ_lとする。ｔ_i＝（ｔ_i＋１）ｍ
ｏｄｒ、ｔ_i+ ₁＝（ｔ_i+1＋１）ｍｏｄｒとする。Ｓｔｅｐ８：符号化走査線を符号化すると共に、符号化
走査線を第１参照走査線に、第ｖ参照走査線を第ｖ＋１
（ｖ＝１，２，…，ｓ−１）参照走査線に更新する。Ｓｔｅｐ９：Ｋ_iからｎ段の転置暗号器を主記憶のコー
ド領域に展開する。Ｓｔｅｐ１０：アドレスｍ（＝０〜２^R−１）上の符号
データを生成された暗号器により別途用意されたバッフ
ァメモリ上のアドレスｍ′（＝０〜２^R−１）に転置
し、アドレス０から順に出力・伝送する。ｉ←ｉ＋１と
する。

【００３３】

【認証プロセス】Ｓｔｅｐ１：受信データＦ（Ｍ_i）、
認証鍵Ｋ₀を入力すると共にｔ₀←０、ｔ₁←０、ｕ←
０とする。Ｓｔｅｐ２：符号データをｓ走査線分復号してメモリに
蓄積し、参照走査線とする。Ｓｔｅｐ３：Ｓｔｅｐ４からＳｔｅｐ１０を署名文Ｎ_s
の復号が終了するまで繰り返す。Ｓｔｅｐ４：符号データを１走査線分復号し、符号化走
査線とする。Ｓｔｅｐ５：Ｓｔｅｐ６からＳｔｅｐ９を符号化走査線
の走査が終了するまで繰り返す。Ｓｔｅｐ６：変化画素ａ₁を検出する。Ｓｔｅｐ７：Ｋ₀からｋ₀（ｔ₀）を含むｈ₀ビットを
抽出して１０進数ｄ₀に変換し、式（８）によりｌを決
定する。第ｌ参照走査線上の変化画素ｂ₁ ^(l)を検出し、
ｋ₁（ｔ₁）←φ_lとする。ｔ₁←ｔ₁＋１とする。Ｓｔｅｐ８：ｋ₀（ｔ₀）＝１ならば、直前のｋ₀（ｔ
₀′）＝１からｋ₀（ｔ₀）＝１までのビット長ｊを式
（２）により決定する。第ｊ参照走査線上の変化画素ｂ
₁ ^(j)を検出して式（５）で署名データｎ_s（ｕ）を抽
出する。ｎ_s（ｕ）が抽出されたときｕ←ｕ＋１とす
る。Ｓｔｅｐ９：ｔ₀←（ｔ₀＋１）ｍｏｄｒとする。Ｓｔｅｐ１０：符号化走査線を第１参照走査線に、第ｖ
参照走査線を第ｖ＋１（ｖ＝１，２，…，ｓ−１）参照
走査線に更新する。Ｓｔｅｐ１１：Ｎ_sが正当ならば復号プロセスに移行
し、そうでなければ、受信データＦ（Ｍ_f）を棄却す
る。

【００３４】

【復号プロセス】Ｓｔｅｐ１：ｉ＝１とし、ｎを入力す
る。Ｓｔｅｐ２：Ｓｔｅｐ３からＳｔｅｐ１０をすべての符
号データについて終了するまで繰り返す。Ｓｔｅｐ３：受信データＦ（Ｍ_i）から２^Rビット抽出
すると共にｔ_i←０、ｔ_i+1←０とする。Ｓｔｅｐ４：鍵Ｋ_iからｎ段の転置暗号器を主記憶のコ
ード領域に展開する。Ｓｔｅｐ５：アドレスｍ（＝０〜２^R−１）上の受信デ
ータを生成された復号器により別途用意されたバッファ
メモリ上のアドレスｍ′（＝０〜２^R−１）に転置し、
アドレス０から順に出力する。ｉ←ｉ＋１とする。Ｓｔｅｐ６：復号された符号データを画像データに変換
し、変換された走査線についてＳｔｅｐ７からＳｔｅｐ
１０を繰り返す。Ｓｔｅｐ７：Ｓｔｅｐ８からＳｔｅｐ９を符号化走査線
の走査が終了するまで繰り返す。Ｓｔｅｐ８：変化画素ａ₁を検出する。Ｓｔｅｐ９：Ｋ_iからｋ_i（ｔ_i）を含むｈ₀ビットを
抽出して１０進数ｄ₀に変換し、式（８）によりｌを決
定する。第ｌ参照走査線上の変化画素ｂ₁ ^(l)を検出し、
ｋ_i+1（ｔ_i+1）＝φ_lとする。ｔ_i＝（ｔ_i＋１）ｍ
ｏｄｒ、ｔ_i+ ₁＝（ｔ_i+1＋１）ｍｏｄｒとする。Ｓｔｅｐ１０：符号化走査線を第１参照走査線に、第ｖ
参照走査線を第ｖ＋１（ｖ＝１，２，…，ｓ−１）参照
走査線に更新する。

【００３５】

【スクランブル効果の検討】前述のスクランブル手順の
実行結果として出力された符号データの０，１ビットの
系列が、十分にランダムであるか否かを検討するため、
すでに十分な擬ランダム性が証明されているフィードバ
ックシフトレジスタによるＭ系列の数値列と以下の項目
についてその性質を比較、検討する。ただし、ここでは
ファクシミリ文書の符号化方式としてＭＨ方式を、入力
文書としてＣＣＩＴＴのテストチャートＮｏ．４を用い
ている。

【００３６】（１）連の個数の生起確率連とは２値系列上の１または０のｐ個の並びであり、そ
の両隣は０または１である。このとき、Ｍ系列では１ま
たは０の連の個数について、｛長さｐの連の個数｝／｛長さｐ＋１の連の個数｝＝２ (16) が示される。ただし、ｑ段シフトレジスタ上では、長さ
ｑおよびｑ−１の場合を除いてこの条件を満足する。そ
こで、ＭＨ方式による符号データおよびそれをレジスタ
長Ｒを１６ビット、基本命令の段数ｎを３２としてスク
ランブルしたデータについて連の状態を調べた。図６は
それぞれの場合における連の個数を２を底とした対数で
グラフ化した結果を示す。ただし、点線は等価段数（１
６段）のシフトレジスタによるものである。この結果、
本手法によりスクランブルされたデータ系列は、連の個
数に関してシフトレジスタの場合に極めて優れた結果が
得られている。ｎを増加させるとさらに良好な結果が確
かめられる。

【００３７】（２）自己相関関数つぎに、スクランブルされたデータ系列のランダム性を
次式で定義される離散的自己相関関数

【数１】により調査した⁽¹¹⁾。ただし、｛ｙ_r｝は２値系列上
の項を、ｈは２項｛ｙ_r｝と｛ｙ_r+h｝間の距離をそれ
ぞれ示し、ｈ≠０ならばＣ₀（ｈ）＝０ｈ＝０ならばＣ₀（ｈ）＝１ (18) により系列のランダム性が特徴づけられる。そこで、同
様にＭＨ方式による符号データおよびそれをレジスタ長
Ｒを１６ビット、段数ｎを３２としてスクランブルした
データについてそれぞれの自己相関関数を求めると図７
を得る。この結果、本手法の演算結果は点線で示すシフ
トレジスタの自己相関関数と同様、式（１８）をほぼ満
たしていることがわかる。

【００３８】

【発明の効果】以上に実施例を挙げて詳しく説明したよ
うに、本発明のファクシミリにおいては、送信者およ
び送信文書の正当性を示すための署名文を画像データの
一部に埋め込むことにより署名を施し、符号化された
画像データに対してスクランブル処理をする。このよう
な手法の採用により、本発明により実現される拡張ボー
ド型のＦＡＸアダプターはハードウエア的に簡易である
ことから低価格であり、従って、機密保護専用アダプタ
と比較して低コストでセキュリティ通信を実現できる。
また、スクランブル処理は符号データを２のべき乗単位
にブロック化して転置暗号化するために、ファクシミリ
のＭＨ、ＭＲおよびＭＭＲの各種符号化方式や伝送符号
量などに関する制約を受けない利点がある。また、本発
明のファクシミリは、現在実用化されているカードＦＡ
Ｘシステムにおけるアプリケーション・ソフトウエアを
一部変更・追加するだけで実現可能であり、機密保護専
用のアダプタよりも低コストでセキュリティ通信を実現
できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】従来のカードＦＡＸの構成例を示す図。

【図２】本発明の一実施例における機密保護システムを
示す図。

【図３】符号化走査線とｓ本の参照走査線上の変化画素
の定義を示す図。

【図４】部分暗号器（復号器）Ｅ_ijおよび部分鍵Ｋ_ijを
示す図。

【図５】本発明の実施例におけるスクランブル処理の流
れを示す図。

【図６】本発明の実施例における連の個数を２を底とし
た対数でグラフ化して示す図。

【図７】自己相関関数を示す図。

Claims

【特許請求の範囲】【請求項１】送信者および送信文書の正当性を示すた
めの署名文を画像データの一部に埋め込む手段と、符号
化された画像データにスクランブル処理を施す手段とを
含むことを特徴とするファクシミリ。