JPH0677954A - 任意選択的ステータスエンコーディングを有する暗号処理装置及び方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 （修正有） 【目的】暗号処理の速度及び効率を増し、ネットワーク
速度での暗号化及び解読を特別な処理能力を要しないで
達成する。 【構成】ＦＤＤＩネットワークにおいて、処理装置１
６′はメディアアクセス制御ＭＡＣサブレイヤー１０及
びリングメモリー制御器ＲＭＣ１２との間に位置する。
情報パケットは解析されて、暗号化データを含むか否か
を決め、含む場合は、前送りする前に解読される。外方
情報パケットは、呼び出される場合そのデータ部分が暗
号化され、ネットワーク通信メディア方向へ通常前送り
される。両方向での暗号処理が、各パケットが処理装置
を通して流される場合にリアルタイムで達成される。外
向情報パケット処理は追加データパスを使用して、処理
情報を逆方向へループバックし、局所的な暗号化又は解
読を達成させる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【産業上の利用分野】本発明は、一般的にコンピュータ
・ネットワークに関し、さらに詳しくは、ネットワーク
上で送信されるメッセージを暗号化および復号化する技
術に関する。

【０００２】

【従来の技術】以下に述べる背景技術は、「コンピュー
タ・ネットワークバックグラウンド」および「暗号学バ
ックグラウンド」と副題が付けられる、種々のコンピュ
ータ・ネットワークと暗号学の概念および定義を紹介す
る。コンピュータ・ネットワークと暗号学に精通した者
ならばこれらの項は割愛して構わない。コンピュータ・ネットワークの背景技術 コンピュータ・ネットワークとは、多数のコンピュータ
を互いに接続してハードウェアとソフトウェアの資源の
共用を可能にし、全体の信頼性を向上させるための単な
る集合体である。「ローカル・エリア・ネットワーク」
（ＬＡＮ）という用語は、通常コンピュータが単独の建
物、または大学のキャンパスや１つの法人の敷地のよう
な隣接する建物間に位置するコンピュータ・ネットワー
クに適用される。コンピュータがさらに離れている場
合、「ワイド・エリア・ネットワーク」または「ロング
・ハウル・ネットワーク（ｌｏｎｇ ｈａｕｌ ｎｅｔ
ｗｏｒｋ) 」という用語が使用されるが、この区別は程
度の問題であり、定義は時として重なり合う。

【０００３】ブリッジとは、少なくとも２つのＬＡＮに
接続され、ＬＡＮ相互の間にメッセージ・フレームを通
過させ、その結果、宛先の場所に関係なく、ＬＡＮの発
信局が、他のＬＡＮ上の着信局にデータを送信するのに
使用する装置である。基本的に１つのＬＡＮの局数には
限度があるので、ブリッジは便利で必要なネットワーク
の構成要素である。ブリッジは、このネットワークのプ
ロトコルの選択された階層で動作するように実行するこ
とができる。ネットワーク・アーキテクチャの詳細な知
識は本発明を理解するのに必要ではないが、さらに背景
を説明することによって、これを簡単に説明する。

【０００４】コンピュータ・ネットワークが発達するに
連れて、通信媒体、ネットワーク・トポロジー、メッセ
ージ・フォーマット、チャンネル・アクセス等用のプロ
トコルを選択するのに種々の手法が使用されてきた。こ
れらの手法の幾つかは、デ・ファクト（ｄｅ ｆａｃｔ
ｏ）規格として示されている。ネットワーク・アーキチ
クチャ用には幾つかのモデルが提案され、広範に受け入
れられている。最も多く利用されているモデルは、国際
標準化機構（ＩＳＯ）の開放型システム間相互接続（Ｏ
ＳＩ）参照モデルとして知られる。このＯＳＩ参照モデ
ルは、それ自体ネットワーク・アーキテクチャではな
い。むしろこれは、プロトコル階層の階層構造を識別
し、各々の階層のネットワーク内での機能を定義するも
のである。ネットワーク内の１台のコンピュータの各々
の階層は、通信の規約を定義するプロトコルによって、
通信を行っている他のコンピュータ内の対応する階層と
の会話を実行する。実際には、情報は一方のコンピュー
タ内の階層から階層へ降下伝達され、次に、チャンネル
媒体を介して他方のコンピュータのそれぞれの階層をバ
ックアップする。しかし、種々の階層の設計とそれらの
機能を理解する目的ならば、同じレベルで「水平」方向
に、これらの階層の各々がその相手の階層と通信すると
考える方が簡便である。

【０００５】ＯＳＩモデルによって定義される最下位階
層は、物理的階層と呼ばれ、この通信チャンネル上を通
信される行データ・ビットに関係し、これらのデータ・
ビットはエラーなしで受信されることを保証する。物理
的階層の設計には、この通信チャンネルに使用する媒体
によって決定される電気的、機械的、または光学的技術
の問題が含まれる。この物理的階層の次の層はデータ・
リンク層と呼ばれる。このデータ・リンク層の主な仕事
は、チャンネル媒体と直接インタフェースする物理的階
層を、ネットワーク階層として知られる上述の層に隣接
する層に対する通信リンクに変形することである。この
チャンネルは、パケット全体を喪失する可能性がある
が、そうでなければデータをこわすことがない。このデ
ータ・リンク層は、データをパケットまたはフレームに
構成し、これらのパケットまたはフレームにエラー検出
用のチェックサムおよびパケット番号のような制御情報
を付加する機能を実行する。

【０００６】このデータ・リンク層は、本質的に物理的
送信媒体の性質から独立しているが、データ・リンク層
の機能のある種の特徴は送信媒体により大きく依存する
ことである。この理由によって、幾つかのネットワーク
・アーキテクチャ内のデータ・リンク層は、２種類のサ
ブ階層、すなわちこのデータ・リンク層の媒体に依存し
ない機能の全てを実行する論理リンク制御（ＬＬＣ）サ
ブ階層と媒体アクセス制御（ＭＡＣ）サブ階層に分類さ
れる。このＭＡＣサブ階層は、アクセスに対する要求が
競合する場合に、いずれの局を通信チャンネルにアクセ
スすべきかを判定する。このＭＡＣサブ階層の機能は、
送信媒体の性質に依存する可能性がより高い。

【０００７】このＭＡＣサブ階層内で動作するようにブ
リッジを設計することができる。さらに詳細は、１９８
８年９月の狭域ネットワークおよび都市内ネットワーク
（ＭＡＮ）の規格に対するＩＥＥＥのｖ企画番号第８０
２号の草案原稿「ＭＡＣ Ｂｒｉｄｇｅ」Ｐ８０２．１
Ｄ／Ｄ６（および以降の版）に見ることができる。ブリ
ッジの基本機能は、「無差別に」、すなわちこのブリッ
ジが接続されているＬＡＮ全てに流れているメッセージ
を聴取することであり、またこのブリッジが聴取したメ
ッセージの幾つかをこのメッセージの聴取されたＬＡＮ
以外のＬＡＮに転送することである。ブリッジは、また
転送されているメッセージの内容から取り出される局の
位置のデータベースを保持する。ブリッジは「リンク」
として知られる経路によってＬＡＮに接続される。ある
期間動作した後、ブリッジはこのブリッジをＬＡＮに接
続する特定のリンクによって実質的に全ての局と接続さ
れ、正しいリンクに対してのみ送信することより効率の
高い方法でメッセージを転送することができる。このブ
リッジは、また転送する必要のないメッセージを認識す
ることもできるが、その理由は、発信局と着信局には、
いずれも同じリンクを介してメッセージが到着するから
である。局に位置または少なくとも局の方向を「学習」
する機能を除いて、このブリッジは、基本的にメッセー
ジ中継器として動作し、メッセージがその宛先に届くま
で、あるＬＡＮから他のＬＡＮにこれらのメッセージを
転送する。ルータ（ｒｏｕｔｅｒ）として周知の他の装
置をまた使用してＬＡＮを相互に接続する。

【０００８】ブリッジのようなルータは、２つ以上のＬ
ＡＮと接続された装置である。しかし、ブリッジとは異
なり、ルータはデータ・リンク階層レベルの代わりにネ
ットワーク階層レベルで動作する。ネットワーク階層レ
ベルでアドレスすることは、各々のホスト・コンピュー
タに広いアドレス領域（例えば、２０バイト）を使用さ
せ、このアドレス領域はこのネットワーク内に独自のネ
ットワーク識別子とホスト識別子を有する。ルータはメ
ッセージ内の宛先ネットワーク識別子を使用して発信ネ
ットワークから着信ネットワークへの最適経路を決定す
る。ルータは種々の振り分け（ｒｏｕｔｉｎｇ）アルゴ
リズムを使用して最適経路を決定することができる。一
般的に、ルータはこれらが接続されているネットワーク
の認識に関する情報を交換する。

【０００９】コンピュータ・ネットワーク上を送信され
るデータを保護するために暗号文を使用する場合、ブリ
ッジやルータのような幾つかの装置は特別な扱いを必要
とする可能性がある。例えば、暗号化したメッセージ
は、一般的に、単にメッセージを隣接するＬＡＮに転送
するルータによって復号するべきではない。また本説明
が進むに連れて明らかになるように、ネットワークに暗
号文を適用すると、１対１の通信におけるより従来の暗
号文の適用では生じない問題が引き起こされる。メッセ
ージが送信局の種々のプロトコル階層を介してパスされ
る場合、各々の層はそれ独自のヘッダをメッセージに加
え、このメッセージは標準サイズのフレームのデータに
分割される。種々のプロトコル・レベルで加えられるこ
れらのヘッダーは、メッセージ・フレームをこれの意図
する着信局に振り分け、これらのメッセージを着信局で
再生するのに使用されるアドレス化情報および他の情報
を有する。暗号化は、通信メッセージの本文のみに適用
するものであり、種々のメッセージ・ヘッダには適用し
てはならない。このことは難しい概念ではないが、実際
上は、異なったプロトコルをプロトコル・レベルのいず
れかで採用するため、複雑な事柄が発生する。したがっ
て、ネットワークに対してハードウェアで実行される暗
号システムは、これらの異なったプロトコルから発生す
るメッセージ・フレームを処理することができ、また必
要に応じて異なったフレームのフォーマットを持たなけ
ればならない。さらに、これらのフレームの各々は、幾
つかの中間のネットワーク・リンクを介して送られるに
したがって、より小さなフレームに分割される可能性が
ある。暗号文の背景技術 暗号化の主要な目的は、違法な盗聴から通信データを保
護することである。一般的に、これは暗号作成システム
の「秘守性要件」または「機密性」要件と呼ばれる。関
連する要件は、「信頼性」要件または「保全性」（“ｉ
ｎｔｅｇｒｉｔｙ”）要件であり、これらによって、通
信される情報が信頼できる、すなわち故意にもまたは偶
然にも手を加えられないことが保証される。さらに議論
を行う目的のために、幾つかの定義が必要である。

【００１０】「平文（ｐｌａｉｎｔｅｘｔ）」という語
は、暗号作成システムによって暗号化される前、および
復号された後のメッセージを呼ぶのに使用する。「暗号
文（ｃｉｐｈｅｒｔｅｘｔ）」という語は、通信チャン
ネル上を通信する間に取られるメッセージの暗号化され
た形態である。「暗号化」すなわちｅｎｃｒｙｐｔｉｏ
ｎまたはｅｎｃｉｐｈｅｒｍｅｎｔという語は、平文か
ら暗号化に変形する工程である。「解読」すなわちｄｅ
ｃｒｙｐｔｉｏｎまたはｄｅｃｉｐｈｅｒｍｅｎｔとい
う語は、暗号文から平文に変形する工程である。暗号化
と解読はいずれも「暗号キー」すなわちキーによって制
御される。暗号化キーの知識がなければ、暗号化工程の
知識があっても、メッセージを暗号化することはできな
い。同様に、復号キーの知識がなければ、復号工程の知
識があっても、メッセージを復号することはできない。

【００１１】更に詳しくは、暗号作成システムは、暗号
化変換Ｅ_k を有するものとして考えることができ、この
Ｅ_k は暗号化アルゴリズムＥによって定義され、全ての
暗号化操作で使用され、アルゴリズムＥを使用して他の
動作からＥ_k を区別するキーＫを有するものとして考え
ることができる。変換Ｅ_k は、平文メッセージＭを暗号
化したメッセージ、すなわち暗号文Ｃに変換する。同様
に、解読は解読アルゴリズムＤおよびキーＫで定義され
る変換Ｄ_K によって実行される。

【００１２】ドロシーＥ．Ｒ．デニング（Ｄｏｒｏｔｈ
ｙ Ｅ．Ｒ．Ｄｅｎｎｉｎｇ）は、１９８３年アディソ
ン／ウェスレー出版社（Ａｄｄｉｓｏｎ−Ｗｅｓｌｅｙ
ｐｕｂｌｉｓｈｉｎｇ Ｃｏ．）発行の「暗号学とデ
ータの機密」（“Ｃｒｙｐｔｏｇｒａｐｈｙ ａｎｄ
Ｄａｔａ Ｓｅｃｕｒｉｔｙ”）で、送信されるメッセ
ージの完全な機密性のためには２つの要件が満たされな
ければならないと示唆している。第１の要件は、仮に対
応する平文Ｍが既知であっても、盗聴した暗号文Ｃから
解読変換Ｄ_K を系統的に決定するためのいずれもが数学
的に実行不可能でなければならないことである。第２の
要件は、盗聴した暗号文Ｃから平文Ｍを系統的に決定す
ることが数学的に実行不可能でなければならないことで
ある。もし検出することが無ければ何人も誤った暗号文
Ｃ′を暗号文Ｃと取り替えることができなければ、信頼
性要件は満足される。

【００１３】別の背景として、暗号化システムは、「対
称型」または「非対称型」のいずれかに分類することが
できる。対称型システムでは、暗号化キーと解読キー
は、同一であるかまたはお互いから容易に判定できるか
のいずれかである。対称型の暗号化システムを介して２
者が通信しようとする場合、両者は最初にキーが一致し
なければならず、次にこのキーは何等かの機密手段によ
って一方から他方へ転送されなければならない。このこ
とは、通常これらのキーが前もって一致し、恐らく一致
した時刻表で変更され、クーリエ（ｃｏｕｒｉｅｒ）機
密法または他の機密法によって送信されることが必要で
ある。これらのキーが両者に既知となると、メッセージ
の交換が暗号化システムを介して進められる。

【００１４】非対称型暗号化システムは、暗号化キーと
解読キーが異なり、少なくとも１つのキーを他方のキー
から決定することが数学的に実行不可能なシステムであ
る。したがって、変換Ｅ_k またはＤ_K のうち１つが、他
方を危険にさらすことなく公開できる。１９７０年代半
ばには、「公共キー」（“ｐｕｂｌｉｃ ｋｅｙ”）に
よる暗号化システムの概念が紹介された。公共キー・シ
ステムでは、各々の利用者は、公共キーと個人キーを有
し、２者は互いの公共キーを知るだけで通信することが
できる。これは、通信を開始する前に「秘密の」キーを
交換することなく、両者間に機密性のある通信チャンネ
ルを確立することを可能にする。

【００１５】一般的に、非対称型暗号化システムは、暗
号化および解読のために対称型システムよりも多くの数
学的「エネルギー」を必要とする。したがって、通信を
希望する２者間で使用する「活動キー」を確立するため
に公共キー・システムのような、非対称型システムを最
初に使用した混成システムが発達したのは当然のことで
ある。次に、共通の活動キーは、ある利用者から他の利
用者にメッセージを通信するために従来の対称型暗号化
システムに使用された。ネットワーク内の暗号文 暗号化の原理は、通信が１対１である場合、概念的に単
純であるが、通信が複雑なコンピュータ・ネットワーク
によって行われる場合には、他の問題を生じる。ある局
から他局へ通信される１つのメッセージは、このメッセ
ージの最終着信局に到着するまでに、複数の局と複数の
ＬＡＮを介して転送される可能性がある。基本的な設計
上の問題は、暗号文が「端末対端末」型の暗号化、すな
わち発信局で１回の処理によって暗号化され、最終着信
局で１回の処理によって解読を行うような暗号化、また
は「リンク」型の暗号化、すなわちメッセージがパスさ
れる中間通信リンクの各々を通信が「飛び越える」前後
で暗号化と解読化が行われるような暗号化のいずれかで
なければならない点である。端末対端末型暗号化とリン
ク型暗号化を種々組み合わせることもまた可能である。
暗号化処理の分野では、標準化は依然として行われてい
る最中である。標準化に向けられた努力の１つは、相互
に有効なＬＡＮの機密性（ＳＩＬＳ）に対する標準であ
り、ＩＥＥＥ８０２．１０小委員会による継続中の努力
は、ＬＡＮに対する「データ・リンク層」による暗号化
の標準化に向けられている。

【００１６】一般的に、端末対端末型の暗号化が好適で
あるというのも、メッセージはこれの最終着信局に到着
するまで解読されないため、高レベルのデータの機密性
と信頼性を提供するからである。しかし、アドレス情
報、すなわちネットワーク・アドレスを有するフレーム
のヘッドの部分は、いずれも端末対端末暗号化では復号
できないが、その理由は、中間局、すなわちノードはメ
ッセージを振り分けるためにこれらのアドレスを必要と
するからである。コンピュータ・ネットワーク内で暗号
文を使用する場合の実際上の困難の１つは、受信したメ
ッセージ・パケットが種々の階層のネットワーク・プロ
トコルを加えたフレーム・ヘッダのような平文データ
と、通常はこのパケットの最大部分である暗号データの
両方を有する点である。他の問題は、幾つかのレベルで
複数のプロトコルが存在する可能性である。理想的に
は、ネットワーク暗号化システムは、暗号化または解読
化の動作を実行するハードウェアやソフトウェアを変形
することなく、これらの異なったプロトコルを処理する
ことができなければならない。

【００１７】関連する問題は、上位階層のこれらのネッ
トワーク・プロトコルがメーカまたは工業規格委員会に
よって時々改訂を受けることである。したがって、理想
的なネットワークの暗号化システムは、上位階層プロト
コル、特にネットワーク階層およびその上位階層での変
更を比較的免れるシステムである。さらに他の困難は、
暗号文のないネットワーク・アーキテクチャが既に十分
に確立されている点である。これに対する暗号化機能の
付加は、既存のこれらのアーキテクチャの継続中の動作
に影響を与えないように行われるのが理想である。言い
換えれば、暗号文は、可能な限り変更を少なくして、現
行のアーキテクチャ内に組み込める簡単なハードウェア
による解決法として実行されなければならない。

【００１８】従来、暗号処理は「記憶／処理／転送」と
して最も特徴付けられるモードのネットワーク環境中で
実行されてきた。暗号化または解読されるデータのパケ
ットはパケット・バッファ内に記憶され、続いて暗号化
処理のために取り出され、さらに処理後は最終的に転送
される。設計例の中には、このパケット・バッファが多
重ポート化されているものもあり、このバッファ内の他
のデータがホスト・コンピュータ・システム内の暗号化
／解読化ソフトウェアによって処理される間に、入力デ
ータを記憶することがこれによって可能になる。他の設
計例では、２個のパケット・バッファが存在し、これら
のうちの１つは入力データで占められ、もう１つは取り
出されて暗号化処理を行う。複数バッファまたは拡張パ
ケット・バッファ用のこれらの要件は、ホスト・コンピ
ュータに対する価格と性能の制約を必然的に招く。さら
に、各々のパケットの処理には、送信端と受信端の両方
で必要な遅延が存在する。

【００１９】本明細書で使用するように、暗号化という
用語はデータに対する「機密性と保全性」の保護、また
は「保全性のみ」の保護のいずれかを提供する暗号化処
理を包含することを意図する。前者の場合、これらのメ
ッセージとチェックサムはネットワーク・ヘッダとＭＡ
Ｃヘッダに付加される前に暗号化される。後者の場合、
メッセージは平文であるが、暗号化したチェックサムが
このメッセージに付加される。同様に、解読化という用
語は、平文の解読と共に暗号化したデータからチェック
サムの復元と保証、および「保全性のみ」で保護されて
いるメッセージの保全性の保証の両方を包含する暗号化
処理に使用される。

【００２０】前述の説明から、コンピュータ・ネットワ
ーク用の暗号化処理には尚改良が必要であることが理解
される。理想的には、暗号化処理は局でのパケット・メ
モリ記憶部に特別な要求を置くべきではなく、各々のパ
ケットの処理に実質的にいずれの遅延すなわち待ち時間
も生じてはならず、また暗号化処理を持たない既存のネ
ットワーク・アーキテクチャに付加するのに便利でなけ
ればならない。本発明はこれらの目的を指向するもので
ある。

【００２１】

【発明の要約】本発明は、暗号処理装置及びその動作の
関連する方法である。本発明において、情報がネットワ
ーク通信媒体から流入される又はこれに流出する時に、
暗号処理はリアルタイムで達成される。新規な装置の形
態では、本発明はデータ暗号化／解読手段、及びデータ
暗号化／解読手段及びネットワクーアーキテクチュアー
における２つインライン処理エントリー間に接続された
第１及び第２のインタフェース回路を有している。

【００２２】データ暗号化／解読手段は、受信通路を含
み、第１のインターフェース回路を通して受信されると
き、暗号化データを含む入来するパケットを解読し、暗
号化が呼び出される場合、第２のインターフェースを介
して受信されるデータパケットを暗号化するための転送
路を含む。暗号処理装置は、他のインターフェースに対
する修正なしに２つのインライン処理エントリー間に従
来通り挿入することができる。

【００２３】解読されるべき暗号化されたデータをパケ
ットが含むか否かを決定するための手段及び、受信され
たパケット内に暗号化されたデータを位置するための手
段を含む。処理装置の転送路は必要とされない場合暗号
化をバイパスするための手段、及び第２のインターフェ
ース回路から受信されたパケットを、処理の後に同じイ
ンターフェース回路に戻すループバック手段を含む。更
に、処理装置はまた、ノード処理装置に対する転送路の
接続のための第３のインターフェース回路を同様に含
み、転送路は更に、第２のインターフェース回路から受
信されたパケットを第３のインターフェース回路を介し
てノード処理装置へ送るための別の、ループバック手段
を含む。

【００２４】本発明は、その広い形態では、暗号化方法
及び通信ネットワークで使用するための処理装置に関
し、この処理装置は、ネットワークアーキテクチャー内
のインライン処理エントリーの間に接続された第１及び
第２のインターフェース回路によって特徴付けられるデ
ータ暗号化／解読手段からなる。ここで、暗号化／解読
手段は、第１のインターフェース回路を通して受信され
る時、暗号化されたデータを含む入来するパケットを解
読し、第２のインターフェース回路を介して出力として
解読されたデータを通過するための受信路、及び暗号化
が呼び出される時、第２のインターフェースを介して受
信されるデータパケットを暗号化するための転送路によ
って特徴付けられる。暗号処理装置が２つの処理エント
リー間に挿入される。

【００２５】ここで説明され、請求項に記載されるの
は、通信ネットワーク上で転送されるべき、パケットで
使用するためのフレームステータスフィールド内の付加
的ステータス情報をエンコードするための方法および装
置である。この装置は、フレームステータスフィールド
の計数サブフィールドを検査して、ステータスサブフィ
ールドのとれだけ多くの位置が使用されるかを決める手
段、未使用ビット位置で適合する付加ステータスビット
をステータスサブフィールドへエンコードするための手
段、全ての所望の付加的なビットがステータスサブフィ
ールドにエンコードすることができない場合作動し、少
なくとも一つの付加的ステータスビットを、サブフィー
ルド内に記憶された特定の計数値に対して使用されない
計数サブフィールドのビット位置にエンコードするため
の手段を有する。

【００２６】本発明の実施例において、受信通路及び転
送通路の各々は、ＤＥＳ（データ暗号化基準）に従って
暗号化／解読を達成するための手段を含む。本発明は、
暗号化解読の暗号基準の特定のモードには限定されな
い。実施例においては、暗号処理装置は、メディアアク
セス制御（ＭＡＣ）サブレイヤ及びリングメモリー制御
器（ＲＭＣ）との間に、プロセッサーはＭＡＣ及びＲＭ
Ｃ処理の通常の操作に影響しない方法で接続されている
記述されている。

【００２７】新規な方法の形態では、本発明は、第１の
インターフェース回路を通して通信メディアから情報の
パケットを受信し、パケットが受信されている時暗号化
データを含むか否かを決定し、パケットが暗号化データ
を含む場合受信されているデータを解読する工程を含
む。更に処理を行うために、解読されたデータを有する
パケットを第２のインターフェース回路を通して転送す
る工程が更に追加される。

【００２８】本発明の方法は、第２のインターフェース
回路を通して情報の転送可能なパケットを受信し、第２
のインターフェースから受信されるパケットの内容から
パケット内のデータの暗号処理するか否かを決め、必要
な場合転送可能なパケット内のデータを暗号処理し、処
理されたパケットを前送りする工程を更に含む。通常、
最後の前送りステップは処理されたパケットを通信メデ
ィアへの転送のための第１インターフェース回路へ前送
りすることを含む。本発明の他の任意選択的な工程は、
処理されたパケットを更に処理するためにインターフェ
ース回路をループバックするか、又は処理されたパケッ
トをノード処理装置に接続された第３のインターフェー
ス回路にループバックすることを含む。ノード処理装置
は局所的暗号化又は解読のためにこれらの任意選択的工
程を、通信メディア上に何も転送すること無しに使用す
ることができる。この特徴は、例えば、暗号解読キーの
暗号化、又は偶然に解読されたパケットの暗号化、解読
されなかったパケットの解読、汎用暗号サービスをホス
トシステムに与えるために使用することができる。

【００２９】以上の記述から、本発明は、ネットワーク
通信における暗号処理の分野における著しい発展をもた
らすことは明らかであろう。特に、本発明は、暗号処理
の速度及び効率を増大し、ネットワーク速度での情報パ
ケットのパイプライン化された暗号化及び解読が達成さ
れるが、暗号化されなかった情報パケットを通常通り処
理するための任意選択は保持される。更に、暗号処理は
別のパケットバッファーバンド幅、別のパケットバッフ
ァー又は別の処理能力を必要としないで達成される。本
発明の他の特徴及び利点は図面を参照とする以下の詳細
な記述から明らかになる。

【００３０】

【実施例】本発明のより詳細な理解は、例としてのみ与
えられる、以下の好適な実施例の説明から得られ、添付
の図面と関連させて理解される。図示を目的とする図に
示すように、本発明は、本明細書ではローカル・エリア
・ネットワークすなわちＬＡＮと呼ぶ相互接続されたコ
ンピュータ・ネットワークの状況下での暗号処理に関す
る。送信されるデータの機密性または保全性（ｉｎｔｅ
ｇｒｉｔｙ）を保護することが重要であるネットワーク
の多くの用途がある。機密性は、全ての実際上の目的に
対しても、ネットワークに接続された盗聴者が、送信さ
れたデータを暗号化された形態から、元の平文形態に変
換することが不可能であることを保証する。データの
「保全性」は、違法なまたは偶然の変形に対してこれを
保護することに関する。

【００３１】本明細書で説明するプロトコルの内の１つ
によれば、暗号化は送信ノードまたは発信ノードで実行
され、解読は着信ノードで実行される。これは、リンク
型暗号化と対比して端末対端末型暗号化として知られ、
リンク型暗号化では復号化と再暗号化は発信局と着信局
との間の各々の中間ノードで実行される。暗号化を行う
方法、すなわち暗号化アルゴリズムは本発明にとって特
に重要ではない。暗号化キーと解読化キーを予め送信ノ
ードと受信ノードとの間で交換するかどうか、またはキ
ーの確立のために公共キー・システムを使用するかどう
かということは、またいずれも重要ではない。本説明で
後に述べるように、本発明の１つの実施例では、基準技
術局（前の規格基準局）で発行されたＦＩＰＳ−４６
（連邦情報処理標準−４６：Ｆｅｄｅｒａｌ Ｉｎｆｏ
ｒｍａｔｉｏｎ Ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ Ｓｔａｎｄａ
ｒｄ−４６）によって定義されたデータ暗号化規格（Ｄ
ＥＳ）として知られる暗号化アルゴリズムを使用する。
しかし、本発明はこのアルゴリズムまたは他のいずれの
暗号化アルゴリズムにも限定されるものではない。

【００３２】一般的に、トークン・リング・システム
は、通信媒体にしたがって光ファイバ、同軸ケーブル、
または２芯より線（ｔｗｉｓｔｅｄ ｐａｉｒ ｃａｂ
ｌｅ）を使用する。トークン・リング・プロトコルを使
用するこの種のネットワークの１つは、ファイバ分散型
データ・インタフェース（ＦＤＤＩ）として知られる。
本明細書の説明は、ＦＤＤＩインタフェースおよびフレ
ーム・フォーマットに基づいているが、多少の変更が広
範なネットワーク・インタフェースに加えられる。

【００３３】少なくとも理論的には、ネットワーク・ア
ーキテクチャ内の多数のプロトコル階層のいずれにおい
ても暗号化を実行することができる。実際には、データ
・リンク層で実行するのが便利である。図１は、このデ
ータ・リンク層内のデータの流れを示すブロック図であ
る。物理的層（図示せず）から到着したデータ・パケッ
トは、参照番号１０で示すＭＡＣ処理装置によって処理
され、次にメモリ・コントローラ１２に送られ、このコ
ントローラは２個のパケット・バッファ１４ａ，１４ｂ
で動作を制御する。

【００３４】１つの従来技術によるアプローチでは、暗
号処理は、１６で示すように、パケット・バッファ１４
ａ，１４ｂから検索されたデータに対して実行される。
物理層からの入力データについては、データ・パケット
は、別のパケット・バッファ内に記憶され、解読のため
に暗号処理装置１６によって検索され、復号された形態
で次の上位プロトコル層に転送される。外部に転送され
るデータ・フレームも同様にパケット・バッファ１４
ａ，１４ｂ内に記憶され、暗号処理装置１６によって暗
号化のために検索され、次にメモリ・コントローラ１２
によってＭＡＣ処理装置１０に転送される。

【００３５】図２は、バッファ１４を１個のみ有する点
を除いて同様の構成を示し、このバッファは複数のデー
タ・パケットを記憶できるように十分な大きさがなけれ
ばならず、暗号処理装置１６およびＭＡＣ処理装置に同
時にアクセスするための２個のポートを必要とする。図
３は、暗号処理装置１６が上位プロトコル層へのデータ
経路と直列に接続されていない点を除いて、図２と同様
の構成を示す。 本発明によれば、また図４に例として
示すように、暗号処理は一列で、すなわち「パイプライ
ン方式」で、または「カットスルー方式」で暗号処理装
置１６′によって実行され、この例示としての実施例で
は、この処理装置はＭＡＣ処理装置１０とメモリ・コン
トローラ１２との間に設けられる。この暗号処理装置は
ＭＡＣ処理装置１０から、またはこれに向かって流れる
データ上でネットワーク速度で動作し、別のパケット・
バッファ帯域幅、別のパケット・バッファ、または別の
処理能力を必要としない。暗号処理装置ハードウエア 図５に示すように、本発明の暗号処理装置によって、Ｍ
ＡＣインタフェース２０を介してＭＡＣサブ階層と、Ｒ
ＭＣインタフェース２２を介してＲＭＣ（リング・メモ
リ・コントローラ）モジュールとの間に全２重通信経路
が設けられる。データ受信経路は、通常ＭＡＣインタフ
ェース２０へのデータ授受線（ＩＲＰＡＴＨと呼ぶ）の
バイア（ｖｉａ）である。このＭＡＣインタフェース２
０は、このＭＡＣ処理装置から受信したデータのパリテ
ィをチェックし、エンド・オフ・データ用の制御線を監
視し、処理中のパケットの追跡を続ける。入力データの
処理と振り分けは、大半は受信制御ステート・マシン２
４によって制御され、これの機能の詳細は若干詳細に説
明する。基本的に、受信制御ステートマシン２４は入力
データのパケットがＭＡＣインタフェースから到着する
のにしたがって、これらのパケットを試験し、どの動作
を行うべきかを判定し、これには入力パケットを復号化
するべきかどうかも含まれる。

【００３６】このデータ受信経路は、また従来の設計に
よるデータ暗号化基準（ＤＥＳ）機能モジュール２６、
このＤＥＳモジュール２６の出力のマルチプレクサ２
８、受信先入れ先出し（ＦＩＦＯ）メモリ３０、および
他のマルチプレクサ３２を有し、このマルチプレクサ３
２の出力はＲＭＣインタフェースに接続されている。解
読化の動作では、ＭＡＣインタフェース２０から受信し
たデータ信号はＤＥＳモジュール２６に入力され、次に
解読化された信号はマルチプレクサ３２を介してＲＭＣ
２２に転送される。このマルチプレクサ３２は、ＤＥＳ
モジュール２６、受信ＦＩＦＯ３０、または第３の線３
４のいずれかからその入力を選択し、この線３４を介し
てデータは以下で説明する送信データ経路からＲＭＣイ
ンタフェース２２にループ・バックすることができる。
以下で説明するパリティおよび他のチェック・コード
は、このＤＥＳモジュール２６からの復号化されたデー
タ出力に加えることができる。データ受信経路で処理さ
れるデータは、最終的にＲＭＣインタフェース２２を介
してＯＲＰＡＴＨで示す出力受信線に出力される。

【００３７】データ送信経路の構造はデータ受信経路と
同様である。送信用のデータ・パケットは、ＩＴＰＡＴ
Ｈで示す入力送信線上をＲＭＣインタフェースで受信さ
れ、パリティをチェックされ、送信ＦＩＦＯメモリ４０
と第２ＤＥＳ機能モジュール４２に送信され、これら２
本の経路の出力はＭＡＣインタフェースに転送するため
に他のマルチプレクサ４４によって選択され、ＯＴＰＡ
ＴＨで示す出力送信線上で出力される。循環型冗長コー
ド（ＣＲＣ）を挿入するためには、ＣＲＣ発生器とチェ
ッカ・モジュール４６、ＲＭＣインタフェース２２から
のデータとＤＥＳモジュール４２の出力から線５０上を
帰還されるデータとを選択するための別のマルチプレク
サ４８、およびＣＲＣ発生器からの出力とＲＭＣインタ
フェースからの入力データとを選択するためのさらに別
のマルチプレクサ５４を加える必要がある。送信データ
経路のデータ流の制御は、ループ帰還／送信制御ステー
ト・マシン６０によって行われる。マルチプレクサ４４
が３本の可能性のある経路に出力を与えることが理解さ
れ、これらの３本の経路は、外部に出て行くデータ・パ
ケットの送信用のＭＡＣインタフェースへの経路、（線
３４上を）ＲＭＣインタフェースにループ・バックする
データ・パケット用のマルチプレクサ３２への経路、お
よび線６２上をノード処理装置、すなわちホスト処理装
置（図示せず）にループ・バックするデータ・パケット
用のノード処理装置のインタフェース６４への経路であ
る。

【００３８】受信制御ステート・マシン２４の基本的な
機能は、ＭＡＣインタフェース２０から受信した入力デ
ータ・パケットの各々をパーズすなわち構文解析し、そ
のパケットをどのように処理するか判定することであ
る。これに関係して行われる最も重要な判定は、入力パ
ケットを解読化する必要があるかどうかである。入力パ
ケット内のヘッダ情報の構文解析に基づいて、受信制御
ステート・マシン２４は受信データ経路を調整して入力
パケットを正しく処理する。入力データ・パケットの構
文解析の重要な特徴は、このパケットがＭＡＣインタフ
ェース２０から流入するにつれて、これを実行しなけれ
ばならないことである。暗号化される可能性のあるデー
タの第１ビットが到着する時までに、解読化が必要であ
るかどうかを知らなければならない。

【００３９】ＲＭＣインタフェース２２から受信した送
信データ・パケットについても同様の処理が続く。ルー
プ帰還／送信制御ステート・マシンは、この送信された
パケットのヘッダ情報から、暗号化を必要とするかどう
か判定し、次にデータ送信経路を調整し、このヘッダ情
報にしたがうデータの正しい変形と振り分けを行わせな
ければならない。このデータ送信経路は、種々の理由か
ら、ＭＡＣインタフェース２０を介して外部に出て行く
パケットばかりでなく、暗号処理装置を介してループ・
バックするパケットもまた処理する。ループ帰還は、デ
ータの暗号化に先立ち、１つまたは複数の暗号キーを暗
号化するノード処理装置によって使用されることがで
き、または直接またはＲＭＣインタフェース２２を介し
て、データを暗号化または解読化して変形されたパケッ
トをノード処理装置に戻すのに使用することができる。
ループ帰還処理の重要な機能は、誤った解読を処理する
ことにある。入力パケットが復号されるべきであるが、
復号されていない場合に、誤った解読が生じる。誤りが
発見された時点で、誤って解読されたパケットは暗号処
理装置にループ・バックされ、その結果、データの間違
った変形を正すことができる。データ受信経路 入力データ・パケットを構文解析する処理は、図６ない
し図１１のフロー・チャートに図に示される。ネットワ
ーク・アーキテクチャの階層内のより高い水準で使用さ
れる異なったネットワーク・プロトコルに対応して、種
々のパケットのフォーマットが存在する。入力パケット
の構文解析には、このパケットを発生するのに使用され
たプロトコルを識別するステップ、パケット・ヘッダか
ら十分な情報を取り出して解読が必要であるかどうか判
定するステップ、および、もし必要であるならば、どの
ような種類の解読をパケット内のどこで開始するべきか
を判定するステップの基本ステップが含まれる。

【００４０】考え得る全てのパケット・フォーマットを
識別するのは、複雑であり時間がかかる。その上、本発
明は、特定のパケット・フォーマットを識別することの
できる構文解析論理に限定されるものではない。例え
ば、数種類のフォーマットは、現在のところ本発明の好
適な実施例であるデータ受信経路内で識別される。これ
らのフォーマットは、図１２ないし図１３、１４および
１５に図に模式的に示される。図１２ないし図１３は、
ＳＮＡＰ／ＳＡＰとして知られるパケット・フォーマッ
トの２種類の変形を示し、これには、Ｄｉｇｉｔａｌ
Ｅｑｕｉｐｍｅｎｔ社によって定義されたデータ・リン
ク暗号化フォーマット（図１２）とＤＯＤ−ＩＰ暗号化
フォーマット（図１３）が含まれる。図１４はＩＳＯの
端末対端末型暗号化パケット・フォーマットを示し、図
１５はＳＩＬＳとして知られる第３のフォーマットを示
し、これは依然として工業界で定義が継続中である。

【００４１】これらのパケット・フォーマットは、全て
共通して、ＭＡＣヘッダ、ＬＬＣヘッダ、および機密性
制御領域（ＳＥ ＣＴＲＬと呼ぶ）を有する。入力パケ
ットの構文解析は、先ずＭＡＣヘッダをチェックしてパ
ケットが解読するべき形式のパケットであるかどうか判
定するステップ、次にＬＬＣヘッダをチェックしこのプ
ロトコルを識別するステップ、および最後にこのパケッ
トの適当な領域に飛び、解読処理を実行するのに必要な
情報を取り出すステップを有する。構文解析工程の複数
の点で、このパケットを解読しない判定を行うことが可
能であり、この場合、入力パケットはＲＭＣインタフェ
ース２２を介して単純に転送される。

【００４２】入力パケットを構文解析する最初のステッ
プは、図６に示すように、ＭＡＣヘッダを検討すること
である。ＭＡＣヘッダのフレーム制御領域は、パケット
が長いアドレスを使用している形式であるかまたは短い
アドレスを使用している形式であるかを識別する領域を
有する。もし長いアドレスが指定されていないならば、
（ブロック４０で判定されるように）解読は行われず、
このパケットはＲＭＣインタフェース２２に転送される
（ブロック４２で示される）。同様に、もしこのフレー
ム制御領域内で識別されたフレームのクラスがＬＬＣで
あると識別されなければ（ブロック４４）、解読は行わ
れない。さらに、ＭＡＣ着信局アドレスのマルチキャス
ト・ビット（ブロック４６）、またはＭＡＣ発信局アド
レス振り分け情報表示ビット（ブロック４８）のいずれ
かが設定された場合、解読は行われない。

【００４３】ＬＬＣの構文解析には、ＬＬＣヘッダの最
初の２バイトを検討して、ブロック５４およびこのブロ
ックから分岐している複数の経路で示すように、このプ
ロトコルを識別するステップが含まれる。ＳＮＡＰ／Ｓ
ＡＰパケット・フォーマットの場合、ＬＬＣヘッダの最
初の２バイトは、それぞれ１６進数値のＡＡ、すなわち
２進数の値の１０１０、１０１０を有する。ＩＳＯの端
末対端末型フォーマットの場合、ＬＬＣヘッダの最初の
２バイトは、それぞれ１６進数値のＦＥ、すなわち２進
数の値の１１１１、１１１０を有する。全ての場合、２
番目のバイトは必ずしもチェックする必要はないが、３
番目のバイト（制御領域）は１６進数の０３（番号のな
い情報）でなければならない。

【００４４】もしＬＬＣヘッダの構文解析で、暗号処理
装置がＳＮＡＰ／ＳＡＰパケット（ブロック５６、図８
に続く）またはＩＳＯの端末対端末型パケット（ブロッ
ク５８、図９に続く）またはＳＩＬＳパケット（ブロッ
ク６０、図１０に続く）を認識しないならば、次に、解
読しないと判定し（ブロック４２）、このパケットはさ
らに暗号処理をされずにＲＭＣインタフェース２２に転
送される。

【００４５】本明細書がＳＩＬＳパケットと呼ぶパケッ
トは、必ずしもＩＥＥＥ８０２．１０（ＳＩＬＳ）規格
委員会が標準として最終的に合意するフォーマットを表
わすものではない。やがて理解されるように、本発明の
開示された実施例は、最終的なＳＩＬＳ規格を処理する
ように容易に適用可能である。しかし、本明細書を用意
する時点では、煮詰められた規格は存在せず、追従しよ
うとする試みは全て危険である。

【００４６】ＳＮＡＰ／ＳＡＰパケットをさらに構文解
析する場合（図８）、処理は続いてプロトコル識別（Ｐ
ＩＤ）バイトのチェック（ブロック６２で）を行い、Ｓ
ＮＡＰ／ＳＡＰパケットの形式を判定する。現在のとこ
ろの本発明の好適な実施例で認識されるパケットの形式
を以下の表に示す。

【００４７】

【表１】 もしこのパケットの形式がＤｉｇｉｔａｌ Ｄａｔａ社
のリンク・形式であると認識されたならば、分析される
次の領域は、６４で示すように、機密制御領域である。
ＤＯＤ−ＩＰのパケット・形式の場合、このＩＰヘッダ
長（このパケット内の次のバイトからのヘッダ長）は、
ブロック６６で示すように、オフセットとして将来使用
するためにセーブされる。そこで、次の５バイトを飛び
越し、フラグ／オフセット領域を検討する（ブロック６
８）。このフラグ／オフセット領域は以下のフォーマッ
トを有する。

【００４８】ＯＯＯＯ ＯＯＯＯ ＯＯＯＯ ＯｒＤ
Ｍ、ここで、Ｏはオフセット、ｒはリザーブしたビット
の位置、Ｄは分割しないことを意味し、Ｍはさらに分割
（ｆｒａｇｍｅｎｔｓ）が存在することを意味する。

【００４９】もし分割が存在せず（Ｍ＝０）オフセット
がゼロ（Ｏ＝０）ならば、ブロック７０で判定されるよ
うに、処理は継続される。それ以外は、解読は行われな
い（ブロック４２）。処理が継続するにしたがって、フ
ラグ／オフセット領域に続く１バイトのこのプロトコル
識別バイトが正しいプロトコル値を有するかどうかを検
討する（ブロック７２で）。このＤＯＤ−ＩＰプロトコ
ルに対する正しいプロトコルの識別は、先ず暗号処理装
置に関連するレジスタ（ＤＯＤ ＩＰ ＰＩＤレジスタ
と表す）に記載される。もし識別が正しいならば、処理
はＳＥ ＣＮＴＲＬ構文解析（６４）を継続する。

【００５０】ＩＳＯによる端末対端末型構文解析では、
図９に示すように、ＰＩＤ領域の予想される識別値をチ
ェックすることによってＩＳＯ−ＩＰフォーマットの確
認を継続する（ブロック７６）、もし確認が取れなけれ
ば、解読は行われない（ブロック４２）。もしＩＳＯの
端末対端末型パケット・フォーマットが確認されたなら
ば、このネットワーク・ヘッダ長はセーブされ（ブロッ
ク７８）、フラグ・バイトを検討する（ブロック８
０）。このフラグ・バイトは以下の情報を有する。

【００５１】ＳＭｅＴ ＴＴＴＴ、ここで、Ｓは区分化
（ｓｅｇｍｅｎｔａｔｉｏｎ）が許可されていることを
意味し、Ｍはより多くのセグメントが続くことを意味
し、ｅはエラー報告を表わし、Ｔはパケットの形式を表
わす。

【００５２】もしブロック８２で判定されるように、区
分化が許可されない（Ｓ＝０）ならば、復号化が必要な
場合と必要でない場合がある。区分化が発生できないな
らば、トランスポート層のヘッダをチェックして解読が
適切であるかどうかを確認する。このネットワーク・ヘ
ッダの残りの部分は飛び越され（ブロック８４）、この
パケットからの長さの識別と機密性の識別は「指紋（ｆ
ｉｎｇｅｒｐｒｉｎｔ）」値と比較される（図１１のブ
ロック８６）。もし、指紋が一致するならば（図１１の
ブロック８８）、暗号処理はＳＥ ＣＴＲＬ構文解析を
継続する。もし、ブロック８８で判定されるように、指
紋が一致しないならば、解読は行われない（ブロック４
２）。

【００５３】もし区分化が許可される（Ｓ＝１）なら
ば、解読は依然として適切である可能性がある。もし他
にセグメントが存在せず（Ｍ＝０）、パケットの形式が
ＩＣ（１６進数で）であるならば、現在のパケットは分
割されなかったパケット全体である可能性があるか、ま
たは１組のセグメントの最後の分割（すなわちセグメン
ト）であることができる。ネットワーク・ヘッダの残り
の部分は、そこで飛び越され（ブロック８４）、機密性
処理が実行され、さらにチェックを受ける（ブロック８
８）。もし、他にもセグメントが存在するならば（Ｍ＝
１）、現在のパケットはより大きいパケット（暗号化さ
れている可能性がある）の分割であり、解読してはなら
ない。

【００５４】ＳＩＬＳパケットに対する構文解析（図１
０）は、特殊な場合である。というのも、ＳＩＬＳフォ
ーマットはまだ定義されていないからである。確実に分
かっていることは、ＳＩＬＳ識別コードがパケットの指
定されたどこかの領域で送信されることと、機密性制御
領域ＳＥ ＣＴＲＬはこのパケットの他の指定された位
置で始まることである。したがって、ＳＩＬＳパケット
をテストするには、構文解析処理は、先ずプログラムさ
れたオフセットのバイトの数だけ、ＳＩＬＳ識別領域が
記憶されていることが分かっているパケット内の位置に
飛び越しを行う（ブロック１００）。この領域は、プロ
グラムされたＳＩＬＳ指紋値と比較される（ブロック１
０２）。もし、一致するならば（ブロック１０４）、処
理はプログラムされたオフセットだけＳＥ ＣＴＲＬ領
域の頭に飛び越しを行う（ブロック１０６）。もし、一
致しないならば、解読は行われない（ブロック４２）。

【００５５】受信したパケットの構文解析によって解読
が必要であると結論された場合、構文解析処理はこのパ
ケットのＳＥ ＣＴＲＬ領域の分析を継続する。図８に
示すように、保全性フラグを最初にチェックして（ブロ
ック１１０）、保全性チェックによる暗号処理が選択さ
れたことを確認する。もしそうでなければ、または入手
できない暗号化アルゴリズムが選択されたならば（ブロ
ック１１２）、解読は行われない（ブロック４２）。し
かし、もしブロック１１２のテストをパスしたならば、
正しいフラグが設定され（ブロック１１４）、解読のた
めに暗号装置が調整され、解読が開始される（ブロック
１１６）。データ・ループ帰還／送信経路 図５を参照して以前述べたように、ＲＭＣインタフェー
ス２２から受信したパケットは、ＭＡＣインタフェース
２０を介して送信用に外部に出て行く暗号化したまたは
暗号化しないパケットであるか、またはＭＡＣインタフ
ェースには送信されないが、代わりにノード処理装置で
さらに処理するためにループ・バックされるパケットの
いずれかである可能性がある。これらの、代替方式は事
態をある程度複雑にするが、データ・ループ帰還／送信
経路内での処理は、暗号処理が要求されているこれらの
パケット内に暗号プリアンブルが存在することによっ
て、より容易に行われる。暗号プリアンブルの詳細は後
の説明の項で論じるが、現在のところ、プリアンブルの
１つの領域には処理モード領域が含まれていることを理
解する必要があるだけであり、ここでこれらのモードは
以下の通りである。

【００５６】０００−外部へ出て行く送信、００１−ル
ープ帰還キー暗号化、０１０−ループ帰還暗号化、０１
１−ループ帰還復号化、および１００−ＩＣＶのみが戻
されるループ帰還暗号化 図１７は、外部へ出て行く処理とループ・バックする処
理を示すフロー・チャートであり、図１９ないし２１
は、ＲＭＣインタフェース２２から受信したパケットの
３種類の可能な形式に対するパケットのフォーマットで
ある。図１７、１８に示すように、外部に出て行くパケ
ットまたはループ・バックするパケットの構文解析は、
このパケットの始めのパケット要求ヘッダ・バイトに対
する２つの予備的なテストによって開始される。もしＦ
ＣＳ領域がこのパケット内に存在するか（ブロック１２
０）または、暗号プリアンブルがこのパケット内に存在
しない（ブロック１２２）ならば、それ以上暗号処理は
行わず、このパケットは、ブロック１２４で示すよう
に、ＭＡＣインタフェース２０に直接転送される。次
に、暗号プリアンブルのモード領域が検討され（ブロッ
ク１２６）、このプリアンブル内のモード値によって他
の処理経路からの選択を行う。もし、モードが許可され
た値の１つ以外であれば、送信は中断される（ブロック
１２８）。

【００５７】もし、モード値が外部に出て行く暗号化を
表わす００であれば、内部フラグ（ＴＸ ＥＮＣＲ）を
セットしてこのモードが有効であることを示し（ブロッ
ク１３０）、オフセットがロードされて暗号化の開始点
を示し（ブロック１３２）、処理はＳＥ ＣＴＲＬ領域
の構文解析を継続する（ブロック１３４）。ＳＥ ＣＴ
ＲＬ領域の処理は、実質的には、データ受信経路内のこ
の領域の処理（図１１で示すように）と同一である。相
違点は、種々の妥当性チェックにパスしたならば、復号
するのではなくてフラグと値が暗号化用にセットされ
（ブロック１１４）、ブロック１１６でキーとデータを
復号する代りに、キーとデータの暗号化を行うことのみ
である。さらに、妥当性のテストが不成功であれば、暗
号化しないという判定ではなくて、パケットの送信を中
断する判定を行う。

【００５８】もし、モード値がループ帰還キーの暗号化
を示す０１ならば、ブロック１３６で示すように、この
ことを表わすフラグ（ＬＰＢＫ ＫＥＹフラグ）がセッ
トされ、オフセット領域とＳＥ ＣＴＲＬ領域がロード
され（ブロック１３８）、処理はパケット領域を飛び越
えて暗号キー（単数または複数）に行く（ブロック１４
０）。この処理モードでは、（図２１に示すように）キ
ーは暗号プリアンブル以降のオフセット距離で見出ださ
れる。これらのキーは、以前記憶したマスタ・キーを使
用して暗号化される（ブロック１４２）。暗号プリアン
ブルは暗号化したキーによってループ・バックされる。
ノード処理装置インタフェース６４またはＲＭＣインタ
フェース２２のいずれかに対してループ・バックする経
路は、モード・レジスタによって判定され、このレジス
タをセットし、その領域の１つでいずれの帰還経路を取
るべきかを示す。

【００５９】もしモード値がループ帰還の暗号化処理が
要求されていることを示す１０ならば、ブロック１４４
で示すように、２個のフラグ、ＴＸ ＥＮＣＲＹＰＴフ
ラグとＬＰＯＢＫフラグをセットしてこのことを示す。
暗号化するデータの開始点を示すオフセット値がロード
され（ブロック１４６）、処理はＳＥ ＣＴＲＬ送信構
文解析を継続する（ブロック１３４）。パケット内のデ
ータは、ＳＥ ＣＴＲＬ領域内で定義される暗号化処理
を受け、パケット全体は指定された経路に沿ってノード
処理装置へループ・バックする。

【００６０】もしモード値がループ帰還解読処理が要求
されていることを示す１１ならば、ブロック１４８で示
すように、フラグの組はＴＸ ＤＥＣＲＹＰＴフラグと
ＬＰＢＫフラグである。次に処理はブロック１４６内で
継続され、このループ帰還処理は、データは暗号化の代
わりに解読される点を除き同じである。図１９ないし２
１から、ＲＭＣインタフェース２２から受信した情報に
対して３種類の可能なパケットのフォーマットが存在す
ることが分かる。１番目のフォーマット（図１９）は外
部に出て行くパケットのフォーマットであり、このパケ
ットの始めのパケット要求ヘッダに示すように、このパ
ケットに対して暗号化動作は要求されない。２番目のフ
ォーマット（図２０）は、外部に出て行くか、またはル
ープ・バックするデータ・パケットのフォーマットであ
り、このパケットに対して暗号化動作が要求される。こ
のパケットは暗号プリアンブルを有し、このプリアンブ
ルは送信／ループ帰還処理を単純化するために使用さ
れ、外部に向けた送信に先立ちこのパケットから取り除
かれるが、もしループ帰還が求められているならば、こ
のパケットに残る。３番目のフォーマット（図２１）
は、１つまたは複数の暗号キーを暗号化するのに使用さ
れるフォーマットである。このフォーマットの暗号プリ
アンブルには、フラグ／オフセット領域と機密制御（Ｓ
Ｅ ＣＴＲＬ）領域が含まれるが、送信キー（ＸＭＴ）は
含まれない。この理由は、このパケット内で続くこれら
のキーを暗号化するのにマスタ・キーが使用されるから
である。また、これはループ帰還動作であるので、この
プリアンブルはこのパケットと共に戻る。

【００６１】これは、本発明の暗号処理が、可能な解読
のためにＭＡＣインタフェース２０から受信したパケッ
トを処理するためにいかに動作するか、および暗号化と
送信のために、または暗号化または解読の後ノード処理
装置にループ帰還するためにＲＭＣインタフェース２２
から受信したパケットを処理するためにいかに動作する
かについての概要を判定するものである。以下の各項
で、本発明のより詳しい特徴をさらに説明する。確率的解読 種々の理由によって、受信したデータ・パケットを全
て、暗号処理装置１６′（図４）内で解読しなければな
らないとは限らない。種々のプロトコルのレベルで加え
られたパケット・ヘッダから、このパケット内のデータ
を解読しなければならないかどうか判定することが可能
である。しかし、これらのヘッダの完全な分析によっ
て、構文解析アルゴリズムがかなり複雑になり、暗号処
理装置がプロトコル識別子のデータベースを保持するこ
とが要求される可能性がある。さらに、ヘッダの規格が
わずかに変更されても、解読を必要とするかどうか判定
するための暗号化処理にこれと対応する変更が必要にな
る。

【００６２】余分なヘッダ分析または構文解析の時間を
回避するために、また継続的に暗号処理装置を更新する
必要を最小にするために、この処理装置は、パケット・
ヘッダを不完全に分析した後、確率に基づいて解読する
かどうかを判定する。基本的に、限定した数のプロトコ
ル・フォーマットに対してチェックが行われ、ヘッダ情
報に対するこれらおよびその他の比較的簡単なテストの
結果として、解読を開始するかこれをバイパスするかの
いずれかになる。もし判定が誤って行われたならば、こ
のパケット・データは、解読するべきでない時に解読さ
れるか、または復号するべき時に解読されないかのいず
れかである。この誤って解読されたパケットは上位のプ
ロトコル層に転送され、誤って解読されているものとし
て最終的に認識される。このパケットは、次に暗号処理
装置を介して「ループ帰還」され、この暗号処理装置は
解読を逆転し、再びＲＭＣインタフェース２２を介して
このデータ・パケットを戻す。

【００６３】このループ帰還工程は暗号処理を明らかに
非能率とするが、このことは工程全体に重大な損失とは
ならない。というのも、このようなループ帰還の確率は
非常に低いレベルに押さえられるからである。上述の特
定の実行と与えられた現行のプロトコルでは、この確率
は２²⁴分の１のオーダであると予想される。特定のパケ
ット・フォーマット（図１２ないし１６）から分かるよ
うに、このアプローチの１つの困難は、データの解読さ
れたパケットのフォーマットは、要求されている解読の
形式によって、ヘッダ情報によって開始されるばかりで
なく、保全性のチェック値（ＩＣＶ）と呼び特別な領域
によって終了することである。この領域は、チェックサ
ムと類似した特別に計算した値であり、これは送信の暗
号化端で計算され、受信端で再計算される。したがっ
て、暗号化したパケットは、暗号化したデータの端部に
ＩＣＶ領域を有するが、非暗号化パケットはこの領域を
持たない。誤って解読した場合、データのパケット全体
は、ＩＣＶ領域であると誤って解釈された部分を含め
て、回復可能でなければならない。

【００６４】パケットの暗号処理に完全な可逆性を持た
せるには、誤って解読する間に情報が失われないことを
保証するために、ＩＣＶの特別な処理が必要である。解
読中、本発明は、計算したＩＣＶと受信したＩＣＶとの
間で排他的ＯＲを実行し、その結果を解読したパケット
のＩＣＶ領域内に載置する。後続のノード処理は、暗号
化パケット内のＩＣＶが正しかったことを証明するため
に、ＩＣＶ領域がゼロであることをチェックすることが
できる。

【００６５】もし解読が誤っていたならば、パケットは
暗号装置を介してループ・バックする。この暗号アルゴ
リズムは、ＩＣＶ値を計算するステップおよびその結果
とクリア文パケットのＩＣＶ領域に存在するデータと共
に排他的ＯＲを取るステップを含むように定義される。
外部へ出て行くパケットでは、データは常にゼロであ
り、したがって、送信されるパケット内のＩＣＶは常に
計算されたＩＣＶになる。しかし、ループ・バックする
パケット内では、このデータは元のデータと計算された
ＩＣＶとの排他的ＯＲとなり、そのため、暗号化動作
は、誤って解読した動作を正確に逆転する。解読における短いブロックの処理 データ暗号化規格（ＤＥＳ）を使用する暗号処理は、本
実施例の好適なモードの場合、すなわち暗号ブロックの
チェーン化（ＣＢＣ）の場合、データがそれぞれ８バイ
トのブロックでＤＥＳ処理装置に与えられることを必要
とする。したがって、暗号化される送信パケットは８バ
イトの倍数でなければならない。送信の暗号化端では、
この要求を満たすことは比較的容易である。しかし、復
号が開始された時点では、復号端で入力パケットの長さ
を知ることは不可能である。本発明の主な目標は、実時
間での暗号化と解読を提供することなので、データのパ
ケット全体が受信されるまで解読を遅延させることがで
きない。

【００６６】解読部分の長さが８バイトの倍数ではない
パケットに対して、解読を開始する可能性のある状況に
は２種類ある。１つは誤って解読した状況であり、ここ
では、入力パケットが暗号化されていたという誤った確
率的決定に基づいて、解読が開始される。このパケット
の端部に到達すると、規格外のサイズのブロックが処理
されるべく残っていると判定される。もう１つは、暗号
化されたメッセージが中間のルータ（ｒｏｕｔｅｒ）に
よって、ネットワークの制約を満足するようにより小さ
いパケットに区分化され、その結果生じるフラグメント
の暗号化部分がブロック寸法の倍数ではないという状況
である。機密性と保全性のために、または保全性のみの
ために暗号化されたメッセージは単独で存在するものと
して解読しなければならないが、その理由は、このメッ
セージは、メッセージ全体の内容から生じた保全性チェ
ック値（ＩＣＶ）をその端部に有するからである。暗号
化されたメッセージの後続の区分化によって、ＩＣＶ領
域は幾つかの暗号化データから分離され、このメッセー
ジの最後の区分内でＩＣＶ領域が受信されるまで、保全
性のチェックは完了することができない。したがって、
区分化したメッセージは独立した区分として解読するべ
きではなく、この種のメッセージ区分を解読しようとす
るいずれの試みも誤って解読した別の形態である。

【００６７】本発明のこの特徴によれば、解読中に規格
外の寸法と遭遇した場合、この規格外のブロックは解読
せずに転送される。この目的のための特定のフラッグの
状態または受信したデータのブロック長のチェックを実
行することのいずれかによって、ノード処理装置は規格
外のブロックが受信されたことを認識する。次に、この
ノード処理装置は、暗号処理装置のループ帰還機能を使
用して訂正動作を行い、受信したパケット全体を誤って
解読する前に受信した形態に戻さなければならない。次
に、先ず、誤って解読したパケットは、最後の規格外ブ
ロック（これは解読されていない）を除いて、パケット
全体を再暗号化するために暗号処理装置にループを戻さ
れる。もし、この再暗号化したパケットが区分化したメ
ッセージの１区分であるならば、このノード処理装置
は、この再暗号化した区分をこれの前後に到着した区分
と組み合わせて、メッセージ全体を単独のメッセージと
してループ・バックし、暗号処理装置内で解読のチェッ
クと保全性のチェックを行わなければならない。

【００６８】もし暗号処理装置内で受信した時点で区分
化メッセージを信頼性をもって認識できるならば、この
ループ帰還手順の比較的複雑な使用を避けることができ
ることが分かる。運悪く、徹底的な区分化のチェックを
含むような各メッセージの処理は、設計にとって複雑過
ぎ、プロトコル規格の変更に対して許容できない従属関
係を生じる。その代わり、本発明は高速ではあるが完全
ではない区分化チェックを使用するが、この場合区分化
したメッセージが検出されない確率は比較的低く保たれ
る。フレーム状態のエンコード 多くの通信プロトコルでは状態バイトがパケットの尾部
に含まれ、特別のプロトコルに固有の状態情報を運ぶ。
例えば、ＦＤＤＩでは、フレーム状態は、エラーが検出
されたことを表わすビット（Ｅ）、アドレスが認識され
たことを表わすビット（Ａ）、およびフレームが複写さ
れたことを表わすビット（Ｃ）を含む。他のプロトコル
は、フレーム状態バイト内に追加したプロトコルに固有
の状態ビットを必要とする。パイプライン方式の通信ア
ーキテクチャを含む幾つかの場合では、フレームと共に
他の情報を運ぶ必要があり、これは、他のいずれかのフ
レーム状態バイトを使用することなく行うか、そうでな
ければデータのフレームを再フォーマットすることなし
に行うのが望ましい。一般的なフレーム状態バイトは、
これに含まれる状態ビットの数を表わす計数領域、およ
び状態ビット領域を有する。これは、例えば以下の表に
示す通りである。

【００６９】

【表２】 この状態バイトでは、ビット５ないし７は、状態バイト
のビット４、３、２および１に含まれるプロトコルに固
有の状態ビットの数の計数値を有する。表に示すよう
に、例えば、ビット５ないし７における計数値１は、ビ
ット位置４にプロトコルに固有の状態ビットＰＳ１が存
在することを意味する。ビット５ないし７における計数
値４（１００）は、ビット４ないし１が、プロトコルに
固有の状態ビットＰＳ１、ＰＳ２、ＰＳ３、ＰＳ４をそ
れぞれ有することを示す。この状態バイトのフォーマッ
トではビット位置０に追加の１ビット用の余地があり、
これは別の状態情報に使用することができる。本発明の
１つの特徴によって、状態バイトのフォーマットを変更
することなく、また状態バイトを追加して使用すること
なく、２ビットの別の状態情報を記憶する方法が提供さ
れる。

【００７０】以下に述べる方法で得られる別の２つの状
態ビットを本発明の暗号処理装置で使用し、以下に示す
意味をノード処理装置に伝達する。 ００：解読が行われなかった。 ０１：エラーなしにＩＳＯ ＩＰ解読を行った。 １０：エラーなしに非ＩＳＯ ＩＰ復号を行った。 １１：復号（端末対端末またはデータリンク）を行い、
エラーが検出された。

【００７１】

【表３】 ＡＳ０は状態バイトのビット位置０に記憶した別の状態
ビットである。ＡＳ１は別の第２状態ビットであり、計
数領域（ビット５ないし７）の値によって、状態語の２
ビット位置に記憶される。計数値が４未満であれば、ビ
ット位置７における０によって示すように、状態バイト
のビット位置１にＡＳ１状態が記憶される。しかし計数
値が４以上であるならば、ビット位置７における１によ
って示すように、ＰＳ４用にビット１が使用され、計数
のビット位置５にＡＳ１状態が記憶されるが、これは計
数が４であれば必要はない。

【００７２】この改訂した状態バイト・フォーマットに
よって、状態バイトを追加する必要なしに、この状態バ
イトをデコードした方法を最少限変更するだけでフレー
ム状態バイト内に２個の状態ビットが追加して記憶され
る。プロトコルに固有の状態情報の場合、４と７の間の
計数が全て４個のプロトコルに固有の状態ビットの存在
を示すものとして解釈される場合を除き、このバイトは
以前と同様の数でデコードされる。追加した状態ビット
のデコードもまた比較的容易である。状態ビットＡＳ０
は常にビット位置０に載置され、状態ビットＡＳ１は、
もし計数値が０ないし３ならば、ビット位置１に載置さ
れ、もし計数値が４ないし７であれば、ビット位置５に
載置されるか、または代替としてビット位置６に載置さ
れる。パイプライン方式の通信における中断処理 暗号処理が実時間でＭＡＣ処理およびパケット・メモリ
処理と直列に実行される場合、３個以上の処理モジュー
ルすなわち装置の「パイプライン」が存在する。これら
の装置内の１つが処理を中断する場合、これらの装置の
動作の重大な問題は、同じパイプライン内の隣接する他
の処理装置にこの中断状態を伝達するべきかどうかとい
うことである。一般的なアプローチは、この中断状態を
上流の装置に伝達することである。

【００７３】本発明のこの特徴によれば、もし中断状態
の原因に関連するデータのパケットが依然として上流の
装置によって処理中ならばまたはその場合のみ、この中
断状態を上流の装置に伝達する。言い換えれば、この中
断状態を開始した装置によって処理中のパケットがすで
に完全に上流の装置によって処理されているならば、こ
の中断状態を伝達する点は上流に存在しない。

【００７４】例えば、装置＃１、装置＃２および装置＃
３で示す３個の装置が、内部へ向かう通信パケットを装
置＃１によって受信し順番に装置＃２と＃３に転送して
処理するように連続して接続されていると考える。外部
へ向かうパケットは、装置＃３から、装置＃２、＃１へ
と転送される。内部へ向かう動作、すなわち受信動作中
は、装置＃２と＃３は同じデータ・パケットを処理する
と仮定する。もし、装置＃３が中断状態を生じ、それを
装置＃２に伝達したならば、装置＃２もまた現在のパケ
ットの処理を中断する。しかし、もし装置＃１が現在異
なったパケットを処理中ならば、中断信号は装置＃１に
伝達されない。

【００７５】したがって、１つの装置内の中断処理は、
図２２に示すように、以下の手順に従う。 １）中断信号が下流にある隣接装置から受信されたか。
もしそうであれば、ステップ２）に進む。 ２）中断処理。上流にある次の装置は、この装置と同様
に同じパケットを現在処理しているか。 ３）もし、ステップ２）での解答が肯定であれば、およ
びその時のみ、中断信号を上流の次の装置に伝達する。

【００７６】中断状態の伝達を処理するこの方法によっ
てネットワークの性能が改良されるが、その理由は、本
発明を使用しないと不必要に中断されるであろうデータ
・パケットの再送信を防止するからである。暗号プリアンブルを使用する暗号機構 すでに述べたように、ネットワーク通信のプロトコルの
異なった階層に対して幾つかのパケットのフォーマット
がある。暗号処理装置は、メッセージの送信端と受信端
の両方で、暗号化または解読するべきメッセージ・パケ
ットの部分が位置しなければならないという重大な問題
に直面する。これを行う方法の１つは、遭遇するであろ
う全てのパケット・フォーマットの完全な定義を暗号処
理装置に与えることである。このアプローチには、２つ
の大きな欠点がある。先ず、処理の各曲面でパケット・
フォーマットを分析するのに必要な処理時間が許容でき
ない程長いことである。第２に、この種の解決法は、新
規または補正したプロトコル・パケットのフォーマット
を受け入れるために継続して補正を行う必要があること
である。

【００７７】この問題は、転送の受信端すなわち復号端
て確率的アプローチを採用することによって一部解決さ
れ、ここで入力データ・パケットのフォーマットは即座
に分析されるがある程度限定され、もし確率がこれを必
要とする程度のものであれば、解読はその場合のみ開始
される。誤った解読はループ帰還手順によって取り扱わ
れ、ここで、誤って解読されたパケットは再暗号化して
受信された形態に戻す。ここで説明する本発明の他の特
徴は、転送の送信端でこの問題を処理する。

【００７８】外部へ出て行くメッセージ・パケットに対
する解決法は、特別な暗号プリアンブルを採用すること
であり、暗号化を希望する場合、これはメッセージ・パ
ケットに付随される。この暗号プリアンブルは、暗号化
キー情報、および暗号化が開始されるパケット内の開始
点を示すオフセット（すなわち、ポインタ）を有する。
したがって、暗号処理装置は、そのフォーマットとプロ
トコルに無関係に、邪魔になるヘッダ情報を飛び越し、
この暗号ヘッダによって示される位置で暗号化を開始す
ることができる。このヘッダは、ネットワーク上を送信
されるパケット・フォーマットに影響しないが、その理
由は、これ（この暗号ヘッダ）は送信に先立ってこのパ
ケットから取り去られるからである。

【００７９】基本的に、本発明の特徴は、誤って暗号化
されたパケットがネットワークに送信されるのを防止す
ることである。この特徴によって、また暗号処理装置が
非常に単純化されるが、その理由は、暗号化するデータ
の位置を見付けるために、各々のパケットを完全に構文
解析すなわち分析する必要がないからである。現在のと
ころ好適である本発明の実施例の暗号プリアンブルは、
以下のフォーマットである。

【００８０】

【表４】 フラッグ／オフセット領域は、４ビットのフラッグ情報
と、暗号処理の前に飛び越すバイトの数を示す１２ビッ
トのオフセットによって構成される。このフラッグ・ビ
ットは、多くの場合ゼロである装置に固有のビット、お
よび実行されている暗号化動作の方式を示す３ビットの
モード領域を有する。このモードは下記の通りである。

【００８１】０：外部へ出て行く暗号化（ループ帰還で
はない）、１：ループ帰還キーの暗号化、２：ループ帰
還の暗号化、３：ループ帰還の復号化、４：ループ帰還
ＩＣＶのみ、ＳＥ ＣＴＲＬ領域は暗号工程の形式を定
義し、機密性暗号化、保全性暗号化、暗号アルゴリズム
の方式（ＤＥＳまたはその他）、使用される固有の暗号
アルゴリズム・モード（ＥＣＢ、ＣＦＢまたはＣＢＣの
ような）、および使用されるべき循環冗長コードの寸法
を示す領域を有する。送信キーは暗号化に使用する暗号
キーを定義する８バイトの領域である。

【００８２】この暗号プリアンブルは、暗号化するべき
データを見つけ、種々のプロトコルによって使用される
パケット・フォーマットとは無関係に、求められる暗号
化の方式を判定するために必要な全ての情報を有する。
この暗号プリアンブルを使用することによって、誤って
暗号化したパケットをネットワークに送信することを防
止する。さらに、プリアンブルが存在することによっ
て、暗号化に必要なハードウェアが簡単になるが、その
理由は、パケット全体を構文解析する必要がないからで
ある。解読を容易にするためのプログラム可能レジスタの使用 受信したパケットの暗号処理では、必要とされる基本的
な情報には、パケット内の解読されたデータの位置、解
読化キーのような実行されるべき解読用の制御および解
読のモードが含まれる。上述のこの暗号プリアンブル
は、ネットワークに送信することに先立って取り除かれ
るので、送信の受信端では入手できない。

【００８３】この状況は、ネットワークの暗号文に関連
する規格がなお開発中であるという事実によって、複雑
化している。さらに、暗号ハードウェアに対する必要が
さしせまっている。データリンク層で暗号化したパケッ
トは、このパケットが暗号処理を必要とするパケットで
あることを識別する情報領域を必ずしも持たない。しか
し、少なくとも１個の開発中のプロトコル（ＳＩＬＳ）
場合、このパケット内の識別領域の位置は、依然として
確実には確定していない。他の不確実な点は、パケット
内の暗号化データの開始位置である。

【００８４】これらの問題を克服するために、本発明の
１つの特徴は、３台のプログラム可能レジスタを有する
暗号処理装置を提供し、これには、（ａ）データリンク
・ヘッダの始め（またはＭＡＣヘッダの始め）から暗号
識別子を有する領域までのオフセット、（ｂ）特定のプ
ロトコルに対して暗号処理を求めるパケットを識別する
ために存在しなければならないこの識別子の値、および
（ｃ）暗号化したデータの始めを示すオフセット値（こ
のパケット内の他の基準点に対する識別子領域に関連し
ているオフセット）が含まれる。

【００８５】これらの３台のハードウェア・レジスタ
は、暗号化に対して予測される規格を満足させることに
必要なオフセット値と識別子値によって初期化される
が、もし規格が改訂されたならば、必要に応じて変更す
ることが便利である。したがって、暗号ハードウェア
は、種々の暗号規格に容易に適用することができる。保全性のみのモードでの暗号処理 保全性のみの暗号化では、データのパケットは、平文
で、すなわち暗号化せずに送信されるが、保全性のチェ
ック値（ＩＣＶ）は送信されたパケット内に含まれ、こ
のデータの保全性すなわち信頼性を保証する。この種の
パケットがループ帰還手順の対象である場合、この平文
データは不必要にループ・バックされる。本発明のこの
特徴によれば、このデータに先行するＩＣＶ領域とヘッ
ダのみが、保全性のみのループ帰還手順ではループ・バ
ックされる。これによって、ループ・バックされるデー
タの量が低減され、システムの性能が改善される。

【００８６】この特徴を実行することに使用される機構
は、暗号化プリアンブルであり、これはループ・バック
されたパケットのいずれの外部へ出て行くパケットに対
しても発生される。この暗号化プリアンブルは、状態領
域とこのパケットが保全性のみの暗号化用であり、かつ
ループ帰還用であることを示す１つの可能な値を有す
る。これは、図１７、１８の外部へ出て行くループ帰還
処理のフロー・チャートを若干変更したものである。こ
の図を参照して述べた４種類の動作以外に、第５のモー
ド値（０１００）もまた有効であり、これは保全性のみ
のループ帰還暗号化が求められていることを意味する。
このモード値がプリアンブル内に存在する場合、この暗
号処理装置は、ヘッダとＩＣＶ値のみをループ・バック
させるように調整される。データ領域は、ループ・バッ
クするためのＩＣＶ値を計算することにのみ使用される
が、このデータ領域自身はノード処理装置にループ・バ
ックされない。プロトコル識別子の選択的公開による暗号化 データリング層のレベルでは、ヘッダは各々のメッセー
ジ・パケットに加えられ、通常はＤＳＡＰアドレス（着
信サービス・アクセス点アドレス）およびＳＳＡＰアド
レス（発信サービス・アクセス点アドレス）と呼ばれる
領域を有する。論理リンク層ＰＤＵ（プロトコル・デー
タ・ユニット）の始めに、並べられたこれらのアドレス
対は、ネットワークのＬＬＣ（論理的リンク制御）の
「クライエント」を識別する。このＤＳＡＰ／ＳＳＡＰ
対の直後に制御領域が続き、この内容はＬＬＣサブ階層
によって翻訳される。もしこのフレームが番号を持たな
い情報フレームであれば、これはＬＬＣのクライエント
にまで至る使用者データを有する。もしそしでなけれ
ば、このフレームはＬＬＣサブ階層の内部で処理される
制御フレームである。この制御領域値は、番号を持たな
い情報の場合１６進数の０３である。

【００８７】もしＤＳＡＰ領域とＳＳＡＰ領域がＡＡ
（１６進数）の特別な値を有するならば、このことは、
通常ＳＮＡＰ／ＳＡＰプロトコルとして知られるサブネ
ットワーク・プロトコルを識別する。この場合、この制
御領域に続く５バイトは、以下に示すように、プロトコ
ル識別子（ＰＩＤ）領域として再定義される。

【００８８】

【表５】 このＰＩＤは、３バイトの独自の組織的識別子（ＯＵ
Ｉ）を有し、これは特定の会社または他の組織に独自の
識別子であり、その組織によって割り当てられたプロト
コル情報用の２バイトがこれに続く。これらのヘッダ
は、各々の情報パケットの平文領域内にあるので、これ
らのヘッダはネットワーク・モニタによってアクセスす
ることができ、ネットワーク活動を全て監視することが
できる。データリンク層の暗号化に問題を生じる関心事
には３つの場合がある。１番目の場合、ネットワークの
使用者は、パケットを暗号化するのに使用する暗号化プ
ロトコルを明らかにすることを望まない可能性がある。
残りの２つの場合には、使用者は暗号化プロトコルを明
らかにしたいと望むがそうはできない可能性のある逆の
問題がある。この状況は、相互操作可能なＬＡＮの機密
性（ＳＩＬＳ）に対する規格によって定義されるような
データリンク暗号化規格を使用した場合に生じる可能性
があるが、この規格はＩＥＥＥ８０２．１０小委員会で
継続中のネットワーク用標準化データリンク層の暗号化
に向けられた努力によるものである。

【００８９】このプロトコル情報を他者が入手できるこ
とを望まないネットワークの使用者は、彼等の暗号化し
たメッセージ内のＤＳＡＰ／ＳＳＡＰ領域およびＰＩＤ
領域に故意に手を加える可能性がある。重要度がいずれ
の程度であれ、これが起こった場合、少なくとも採用さ
れている通信プロトコルに関して、ネットワーク・モニ
タによって集められた静的情報は破壊され信頼できなく
なる。

【００９０】本発明では、特別のＳＮＡＰ／ＳＡＰプロ
トコル識別子を割り当て、真のプロトコルが隠されたま
ま、すなわち不明のままであることを示すことによっ
て、この問題を回避する。より詳しくは、ＰＩＤバイト
の１つの特別値を使用して、このＰＩＤの匿名を示す。
ネットワーク・モニタは、依然として特別のＳＮＡＰ／
ＳＡＰ ＰＩＤ値を運ぶパケットに採用されている真の
プロトコルを判定することがてきないが、このパケット
は、真のプロトコルを使用しているものとして誤って認
識されるのではなく、少なくとも不明通信プロトコルす
なわち未知の通信プロトコルを使用しているものとして
分類することができる。

【００９１】ネットワークの使用者が、実行中の暗号化
プロトコルを公開することを好む場合、逆の状況が生じ
るが、メッセージは、これが暗号化を示すためには、収
納されなければならないので、この状況がこのようにな
ることは防止される。ＳＩＬＳの場合、これはまだ完全
に定義されていないが、データリンク層内で暗号化され
たパケットを識別する目的でＤＳＡＰまたはＳＳＡＰの
リザーブされた値が存在する。

【００９２】使用者が暗号化プロトコルを公開したいと
思う可能性がある情報パケットには、２種類の範疇が存
在する。１つはＳＮＡＰ／ＳＡＰに向けられた元のフレ
ームのパケットであり、他は元のフレームがＳＮＡＰ／
ＳＡＰではなくてＳＡＰに向けられたパケットである。
プロトコルが公開されるべきであるＳＮＡＰ／ＳＡＰフ
レームの場合には、元のプロトコルはＰＩＤ領域の最後
の２バイトに記憶される。（ＰＩＤ領域の最初の３バイ
トはＯＵＩであることが思い出され、これは独自にサブ
・ネットワーク組織を識別する）。暗号化したフレーム
の場合、このＰＩＤ領域の最後の２バイト内の選択した
ビットを「１」にセットするか、または同じ２バイト内
のビットの選択した組み合わせを所定の値に設定する。
この選択したビットまたはビットの組み合わせは、プロ
トコルを定義する場合に既に使用されたものであっては
ならない。例えば、ＰＩＤ領域の最後のバイトに隣接す
るバイトの最下位ビットは、暗号化を示すのに使用され
る可能性がある。ＰＩＤ領域の最後の２バイトが、ＸＸ
ＸＸ ＸＸＸ１ ＸＸＸＸ ＸＸＸＸという値を有する
ときは常に、この値はフレームが暗号化されたことを示
す。もしこの値がＸＸＸＸ ＸＸＸ０ ＸＸＸＸ ＸＸ
ＸＸならば、これは暗号化が無いことを示す。この目的
に使用されるビットは、プロトコルを定義することに使
用されなかったビットでなければならない。したがっ
て、この例では、２バイト領域の２番目の１６進数の位
置に奇数を有するプロトコル識別子は使用することがで
きない。ＰＩＤ領域は完全にサブ・ネットワーク組織の
制御下にあるので、プロトコル識別子の可能な値と矛盾
しないビットまたはビットの組み合わせを定義すること
は困難ではない。

【００９３】ネットワークの使用者がプロトコルを明ら
かにすることを望み、そうすることはＳＩＬＳデータリ
ンクの暗号化規格によって阻止されるが、元のフレーム
は非ＳＮＡＰ／ＳＡＰ着信局に送られている場合に、３
番目の関心事が生じる。この場合は、最初に非ＳＮＡＰ
／ＳＡＰフレームに別のＳＮＡＰ／ＳＡＰ方式の平文ヘ
ッダを収容することによって処理される。前述のよう
に、このヘッダはＰＩＤ領域を有し、これの最初の３バ
イトは、独自の組織識別子であり、最後の２バイトはプ
ロトコルの識別に使用することができる。この場合に
は、ＰＩＤ領域内の最後の２バイトの１つとして他の特
別コードを使用することが必要である。例えば、この最
後の２バイトは、１０００ ００１１ ｏｒｉｇ ｓａ
ｐとすることができる。この１０００ ００１１を有す
るバイトは特別コード（８３）であり、次に続くバイト
「ｏｒｉｇ ｓａｐ」は収容されたフレーム用に元のＳ
ＡＰを有することをこのコードは示す。一般的に、特別
コードを含むために予め定義された全てのサブ領域を使
用することができ、元のＳＡＰを含むために予め定義さ
れた他の全てのサブ領域を使用することができる。

【００９４】前述の説明から、もし希望すれば、下層プ
ロトコルを公開するか、またはネットワークの統計を破
壊することなくプロトコルを隠したままにする柔軟性が
本発明によって提供されることが理解される。この種の
プロトコルの選択的公開に対する柔軟性は、機密性とネ
ットワークの管理にとって非常に重要である。上述の説
明は、図示によって、特定のネットワーク・アーキテク
チャ、すなわちＦＤＤＩにとって固有の実行の詳細を含
むことが理解される。ネットワーク通信の当業者は、ま
た説明した原理は、多分異なったインタフェースやフレ
ーム・フォーマットを有する他のネットワーク・アーキ
テクチャに使用する場合にも容易に適用できることを理
解する。例えば、本発明は、イーサネット（Ｅｔｈｅｒ
ｎｅｔ）・ネットワーク・アーキテクチャに使用する場
合に容易に適用することができる。さらに、上述の暗号
処理は他の従来のネットワーク処理用の構成要素と物理
的に統合される「オン・ボード（ｏｎ−ｂｏａｒｄ）」
方式の処理装置で実行するのに最適であるが、暗号処理
が「オフ・ボード（ｏｆｆ−ｂｏａｒｄ）」方式の処理
装置または以前には暗号能力を持たなかった従来のネッ
トワーク処理装置またはノードに付加された装置によっ
て実行される場合にも、本発明の原理はなお適応され
る。

【００９５】本発明は、ネットワーク環境での暗号処理
分野で著しい進歩をもたらす。特に、２つの通常隣接す
る処理ステージの間のインラインバイアス上の暗号処理
が、追加的なパケットバッファーを又は増大したバッフ
ァーバンド幅の必要なしに、且つ現存するプロトコルを
変更する必要なしに、ネットワークの速度での暗号化及
び解読を行う。本発明の実施例は説明のために詳細に記
述されたが、種々の改良が本発明の精神及び範囲から離
れることなしに達成することができることは明らかであ
る。従って、本発明は特許請求の範囲によってのみ限定
される。

【図面の簡単な説明】

【図１】ネットワーク化環境内の従来の種々の暗号処理
の実行を示すブロック図である。

【図２】ネットワーク化環境内の従来の種々の暗号処理
の実行を示すブロック図である。

【図３】ネットワーク化環境内の従来の種々の暗号処理
の実行を示すブロック図である。

【図４】本発明の１つの特徴によって暗号処理がどのよ
うに実行されるかを示すブロック図である。

【図５】特許を請求した本発明を包含する暗号処理装置
のブロック図である。

【図６】受信した情報パケットを分析中に暗号処理装置
によって実行される機能を示すフロー・チャートであ
る。

【図７】受信した情報パケットを分析中に暗号処理装置
によって実行される機能を示すフロー・チャートであ
る。

【図８】受信した情報パケットを分析中に暗号処理装置
によって実行される機能を示すフロー・チャートであ
る。

【図９】受信した情報パケットを分析中に暗号処理装置
によって実行される機能を示すフロー・チャートであ
る。

【図１０】受信した情報パケットを分析中に暗号処理装
置によって実行される機能を示すフロー・チャートであ
る。

【図１１】受信した情報パケットを分析中に暗号処理装
置によって実行される機能を示すフロー・チャートであ
る。

【図１２】２種類のＳＮＡＰ／ＳＡＰパケット・フォー
マットの図である。

【図１３】２種類のＳＮＡＰ／ＳＡＰパケット・フォー
マットの図である。

【図１４】ＩＳＯによる端末対端末パケット・フォーマ
ットの図である。

【図１５】１９９０年６月２日現在のＳＩＬＳ規格のド
ラフト８０２．１に準拠する本発明に利用することがで
きるパケット・フォーマットの図である。

【図１６】図１２、１３、１４、および１５のパケット
・フォーマット内の機密制御領域のフォーマットをより
詳細に示す図である。

【図１７】外へ向かうパケットまたはループを戻るパケ
ットを分析中に暗号処理装置によって実行される機能を
示すフロー・チャートである。

【図１８】外へ向かうパケットまたはループを戻るパケ
ットを分析中に暗号処理装置によって実行される機能を
示すフロー・チャートである。

【図１９】外へ向かうパケットまたはループを戻るパケ
ットの或る種類のフォーマットの図である。

【図２０】外へ向かうパケットまたはループを戻るパケ
ットの別の種類のフォーマットの図である。

【図２１】外へ向かうパケットまたはループを戻るパケ
ットの更に別の種類のフォーマットの図である。

【図２２】本発明の１つの特徴による中断処理を示す図
である。

【符号の説明】

１０ ＭＡＣ処理装置 １２ メモリ・コントローラ １４ａ、１４ｂ パケット・バッファ １６ 暗号処理装置 ２０ ＭＡＣインタフェース ２２ ＲＭＣインタフェース ２４ 受信制御ステートマシン ２６、４２ ＤＥＳモジュール ２８、３２、４４、４８、５４ マルチプレクサ ３０ ＦＩＦＯ（先入れ先出し）メモリ ４０ 送信ＦＩＦＯメモリ ４６ チェッカー・モジュール ６０ ループ帰還／送信制御ステート・マシン ６４ ノード処理インタフェース ＡＳ０、ＡＳＩ、ＡＳ２、ＡＳ３ 状態ビット ＣＢＣ 暗号ブロックのチェーン化 ＣＦＢ、ＥＣＢ 暗号アルゴリズム・モード ＤＥＳ 暗号アルゴリズムの方式 ＤＳＡＰ 着信サービスのアクセス点 ＬＬＣ 論理的リンク制御 ＯＵＩ 組織的識別子 ＰＤＵ プロトコル・データ・ユニット ＰＩＤ プロトコル識別子 ＰＳ１、ＰＳ２、ＰＳ３、ＰＳ４ プロトコル固有の
状態ビット ＳＩＬＳ 開発中のプロトコル ＳＮＡＰ／ＳＡＰ ＳＳＡＰ 発信サービス・アクセス点

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.⁵ 識別記号 庁内整理番号 ＦＩ 技術表示箇所 Ｈ０４Ｌ 12/56 29/06 8529−5Ｋ Ｈ０４Ｌ 11/20 １０２ Ｚ 8020−5Ｋ 13/00 ３０５ Ｚ (72)発明者 ウィリアム アール ハーウェ アメリカ合衆国 マサチューセッツ州 01463ペッパレル インディペンダンス ロード 16 (72)発明者 マーク エフ ケンプ アメリカ合衆国 マサチューセッツ州 01775ストー カーリエイジ レーン 18 (72)発明者 チン シュイ リー アメリカ合衆国 マサチューセッツ州 01721アッシュランド オーク ストリー ト 166 (72)発明者 バトラー ダブリュー ランプソン アメリカ合衆国 マサチューセッツ州 02138ケンブリッジ レイクヴィュー ア ベニュー 180 (72)発明者 バリー エイ スピニー アメリカ合衆国 マサチューセッツ州 01778ウェイランド アントニー ロード 22 (72)発明者 ジョセフ ジェイ タード アメリカ合衆国 マサチューセッツ州 01720アクトン トラスク ロード ６ (72)発明者 チャールズ ダブリュー カウフマン アメリカ合衆国 マサチューセッツ州 01532ノースボロ インディアン メドー ドライヴ 185 (72)発明者 ビー ジェイ ハービソン アメリカ合衆国 マサチューセッツ州 レ ミンスター ドラマー レーン 18 (72)発明者 モーリー ガッサー アメリカ合衆国 マサチューセッツ州 ソ ーガス ゴールデン ヒルズ ロード 11

Claims (22)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】通信ネットワークで使用される暗号処理装
   置であり、この処理装置が、データ暗号化／解読手段
   （１６）からなり、この手段が、このデータ暗号化／解
   読手段及びネットワークアーキテクチャー内の２つのイ
   ンライン処理エントリーとの間に接続された第１及び第
   ２のインターフェース回路（２０、２２）によって特徴
   付られており、 暗号化／解読手段が、第１のインターフェース回路を介
   して受信される時に暗号化されたデータを含む入来パケ
   ットを解読し、第２のインターフェースを介して出力と
   して解読されたデータを通過する受信路、及び暗号化が
   呼び出される場合第２のインターフェースを介して受信
   されたデータパケットを暗号化するための送信路によっ
   て特徴づけられ、暗号処理装置が２つの処理エントリー
   間に挿入されることを特徴とする暗号処理装置。
2. 【請求項２】前記受信路が、 入来するパケットが、解読されるべき暗号化データを含
   むか否かを決める手段、及び暗号化されたデータを受信
   されたパケット内に位置するための手段を含むことを特
   徴とする請求項１記載の暗号処理装置。
3. 【請求項３】前記送信路が、 必要でない場合暗号化をバイパスする手段を含むことを
   特徴とする請求項１記載の暗号処理装置。
4. 【請求項４】前記送信路が、 第２のインターフェース回路から受信されたパケットを
   処理した後同じインターフェース回路に戻すループバッ
   ク手段を含むことを特徴とする請求項１記載の暗号処理
   装置。
5. 【請求項５】前記処理装置が、送信路をノード処理装置
   に接続するための第３のインターフェース回路を含み、
   そして前記送信路が更に第２のインターフェース回路か
   ら受信されたパケットを第３のインターフェース回路を
   介して戻す別のループバック手段を含んでいることを特
   徴とする請求項４記載の暗号処理装置。
6. 【請求項６】通信ネットワークで使用される暗号処理装
   置であり、この処理装置が、 データ暗号化／解読手段、 このデータ暗号化／解読手段とネットワークアーキテク
   チャーにおける２つのインライン処理ステージとの間に
   接続された第１及び第２のインターフェース回路からな
   り、 前記暗号処理装置は、現存するネットワークプロトコル
   に対して改良することなしに２つインライン処理ステー
   ジの間に挿入可能であり、 前記暗号化／解読手段が、 第１のインライン処理ステージからのシリアルな情報の
   流れの形態で受信される時、入来する情報パケットを検
   査する手段、 入来する情報パケットが暗号化されたデータを含むか否
   か及び解読されるべきか否かを受け入れ可能なレベルで
   決める手段、 パケットが解読されるべきことが決定された場合作動
   し、暗号化されたデータの開始位置を見出す手段、及び
   解読された又はされなかった情報パケットを第２のイン
   ライン処理ステージに送る手段からなることを特徴とす
   る暗号処理装置。
7. 【請求項７】入来するパケットが暗号化されたデータを
   含むか否かを決める手段が、ネットワークプロトコール
   の対応する数によって発生されるパケットフォーマット
   の制限値を知ることからパケットフォーマットを識別す
   るための手段を含み、 パッケトフォーマットが識別される場合、暗号化された
   データの開始位置を見出す手段が開始位置を示すオフセ
   ット値を得るための手段を含むことを特徴とする請求項
   ６記載の暗号処理装置。
8. 【請求項８】第２のインライン処理ステージ又はこの後
   で解読された情報パケットが実は解読されるべきではな
   っかたことを次に決定する手段、 別の暗号処理のために第２のインライン処理ステージか
   ら解読されたパケットを戻す手段、及び、 暗号化／解読手段内で、情報パケットを再暗号化して解
   読されるべきでないクリアテキストデータを再発生する
   ための手段を更に含むことを特徴とする請求項７記載の
   暗号処理装置。
9. 【請求項９】前記暗号化／解読手段が、再暗号化の手段
   内で完全に可逆的である様な手法により解読を達する請
   求項８記載の暗号処理装置。
10. 【請求項１０】前記暗号化／解読手段が、受信されたパ
    ケット内の最後のｎバイトと前のデータバイトから発生
    されるｎバイトの保全チェック値との排他的論理和をと
    ることにより、パケット内のクリアテキストの保全チェ
    ック値のｎバイトを、解読の際に回復する手段を含み
    （ここで、ｎは使用される特定な暗号法に依存する整数
    である）、誤った解読の場合、暗号化／解読手段の上述
    の排他的論理和装置が誤ったデータの発生を結果し、前
    記再暗号化手段が、過ったデータと保全チェック値との
    排他的論理和をとるための手段を含み、パケットの最後
    のｎバイト内に実際のクリアテキストデータを再発生す
    ることを特徴とする請求項９記載の暗号処理装置。
11. 【請求項１１】入来するパケットが暗号化されたデータ
    を含むか否かを決め、そしてそれが解読されるべきであ
    るかを決める手段が、受け入れ可能な確率レベルで、こ
    のパケットが複数のパケットにセグメント分けされたメ
    ッセージの部分であるか否かを決め、この様なメッセー
    ジセグメントを解読しない様に選択する手段を含む請求
    項７記載の暗号処理装置。
12. 【請求項１２】前記暗号化／解読手段が、 各メッセージセグメントを解読することなく、更に処理
    するために第２のインライン処理ステージへ通過し、メ
    ッセージセグメントを完全なメッセージに再構成する手
    段、及び解読のために第２のインライン処理ステージか
    ら戻された場合、前記完全なメッセージを処理する手段
    を更に含むことを特徴とする請求項１１記載の暗号処理
    装置。
13. 【請求項１３】通信ネットワークを渡って受信された、
    暗号化されたデータを含む情報パケットの暗号処理方法
    であり、この方法が、 入来する情報パケットを、これが第１のインライン処理
    ステージからのシリアル流の情報の形態で受信される場
    合、検査し、 受け入れ可能な確率レベルで、入来する情報パケットが
    暗号化されたデータを含むか否か、及び解読されるべき
    かを決める工程を含み、 パケットが解読されるべきことが決定される場合、入来
    するパケット内の暗号化されたデータの開始位置を見出
    し、 定まったサイズのブロックが別の処理のために集積され
    るまで、一時的に暗号化データを記憶し、 前記集積された定まったサイズのブロックの解読を開始
    し、 入来するデータの記憶を続け、解読のために次のブロッ
    クを形成し、 完全な定まったサイズのブロックを形成するために十分
    なデータ要素がパケット内に残っていない場合、パケッ
    ト内の最後のブロックの解読をバイパスする暗号処理方
    法。
14. 【請求項１４】最後の不完全ブロックを除いて受信され
    たパケットの全てのブロックを再暗号化し、 再暗号化されたブロックを結合し、解読の前の受信され
    た時の形態のパケットデータを再発生する工程を更に含
    む請求項１３記載の方法。
15. 【請求項１５】作り直されたパケットはセグメント分け
    されたメッセージ部分か否かを決め、 作り直されたパケットがセグメントメッセージの部分で
    ある場合、このセグメント分けされたメッセージの全て
    の他の部分が受信されるまたこの作り直されたパッケト
    を一時的に記憶し、 セグメント分けされたメッセージのセグメントの全ての
    セグメントを連結し、 このメッセージを単一エンティティーとして解読する工
    程を更に含むことを特徴とする請求項１３記載の方法。
16. 【請求項１６】通信メディアに接続された複数のノード
    処理装置を有する通信ネットワークにおける暗号装置の
    動作方法であり、この方法が、 情報パケットを第１のインターフェース回路を介して通
    信メディアから情報パケットを受信し、 パケットが受信されている間、暗号化されたデータを含
    むか否かを決め、 パケットが暗号化データを含む場合、このデータを、こ
    れが受信された時解読し、 解読されたデータを有するパケットを第２のインターフ
    ェース回路を介して送信する暗号装置の動作方法。
17. 【請求項１７】第２のインターフェース回路を介して情
    報の転送可能なパケットを受信し、 第２のインターフェースから受信されたパケットの内容
    から、パケット内のデータの暗号処理を行うか否かを決
    め、 転送可能なパケット内のデータを必要な場合暗号処理
    し、 処理されたパケットを前送りする工程を更に含むことを
    特徴とする請求項１６記載の方法。
18. 【請求項１８】処理されたパケットを前送りする工程
    が、 処理されたパケットを、通信メディアへの送信のための
    第１のインターフェースへ前送りする工程、 処理されたパケットを別の処理のための第２のインター
    フェース回路にループバックする工程、 処理されたパケットをノード処理装置に接続された第３
    のインターフェース回路にループバックする工程の任意
    工程の内から選ばれる工程を含む請求項１７記載の方
    法。
19. 【請求項１９】通信ネットワークを渡って転送されるべ
    きパケットに使用するためのフレームステータスフィー
    ルド内の付加的なステータス情報をエンコードする方法
    であり、この方法が、 フレームステータスフィールドのカウントサブフィール
    ドを検査して、ステータスサブフィールドのどれだけの
    ビット位置が使用されているかを決め、 使用されていないビット位置に適合する付加的なステー
    タスビットをステータスサブフィールドにエンコード
    し、 所望の付加的なステータスビットの全てがステータスサ
    ブフィールドにエンコードされない場合、サブフィール
    ド内に記憶された特定のカウント値には使用されていな
    いカウントサブフィールドのビット位置へ、少なくとも
    一つのステータスビットをエンコードする工程を含むこ
    とを特徴とする方法。
20. 【請求項２０】パイプラインの中間状態のパイプライン
    から付加的なステータスを通過する必要があるパイプラ
    イン処理システムに使用するためのフレームステータス
    フィールドからの付加的ステータス情報をエンコードす
    るための工程を含み、前記デコードする工程が、 フレームステータスフィールドのカウントサブフィール
    ドを検査し、とれだけ多くのステータスサブフィールド
    が使用されているかを決め、 ステータスサブフィールドの未使用ビット位置にエンコ
    ードされたのと同じ数の付加的ステータスビットを解読
    し、 サブフィールド内に記憶された特定のカウント値に使用
    されていないカウントサブフィールドのビット位置から
    少なくとも一つの付加的ステータスビットを解読するサ
    ブ工程からなることを特徴とする請求項１３記載の方
    法。
21. 【請求項２１】通信ネットワークを渡って転送されるべ
    きパケットで使用するためのフレームステータスフィー
    ルド内の付加的なステータス情報をエンコードする装置
    であり、この装置が、 フレームステータスフィールドのカウントサブフィール
    ドを検査し、どれだけのステータスサブフィールドが使
    用されているかを決める手段、 未使用ビット位置に適合する付加的なステータスビット
    をステータスサブフィールドへエンコードする手段、 全ての所望の付加的なステータスビットがステータスフ
    ィールド内でエンコードされない場合作動して、サブフ
    ィールドに記憶された特定の計数値に使用されていない
    カウントサブフィールドのビット位置へ、少なくとも一
    つの付加的なステータスビットをエンコードする手段か
    らなる装置。
22. 【請求項２２】通信ネットワークに渡って転送されるパ
    ケット内のフレームステータスフィールドからの付加的
    なステータス情報をエンコードするためのデコードする
    手段を含み、前記デコード手段が、 フレームステータスフィールドのカウントフィールドを
    検査し、ステータスサブフィールドのどれだけのビット
    位置が使用されているかを決める手段、 ステータスサブフィールドの未使用ビット位置にエンコ
    ードされるのと同数の付加的ステータスビットをデコー
    ドする手段、及びサブフィールド内に記憶された特定の
    カウント値に対して使用されていないカウントサブフィ
    ールドのビット位置から少なくとも一つの付加的なステ
    ータスビットをデコードする手段を含むことを特徴とす
    る請求項６記載の処理装置。