JPH10508955A

JPH10508955A - 情報保全システム及び方法

Info

Publication number: JPH10508955A
Application number: JP8516035A
Authority: JP
Inventors: リチャードシー．サッターフィールド，
Original assignee: チャンネルワンコミュニケーションズ，インク．
Priority date: 1994-11-09
Filing date: 1995-09-29
Publication date: 1998-09-02
Also published as: US5717760A; EP0795240A1; EP0795240A4; CA2204878A1; WO1996015604A1

Abstract

(57)【要約】少なくとも２つのマスクを提供する暗号化／解読装置であって、各マスクは暗号化される情報のロジック／数学計算に使用され、情報の秘密を保全する。この計算は排他的順序処理、加算処理、及び減算処理を含む。このマスク源はどのような通常のデータからのものであっても構わず、例えば、音楽ＣＤのコードでもよい。送信者は受信者に対して秘密裏に使用マスクが特定ＣＤの特定トラックからのもので、特定方式でサンプルされており、特定パスワードを使用していることを通知する。各マスクの要素の数の積は暗号化されているデータファイルの要素の数より大きくも、等しいものである必要もない。反復によって傍取者による解読は容易化しようが、エンコード用マスクレセプションの各セットの使用とシーケンス処理の制御用のパスワード文字アレイの使用によって、そのデータの秘密性は安全に保たれる。本発明は１回パッドとしての使用を含み、パソコンでの利用が可能である。

Description

【発明の詳細な説明】情報保全システム及び方法発明の分野本発明は一般的に、秘密（機密）情報を保護する暗号記述あるいは暗号化（cr yptographic）装置及び方法に関する。特に、そのような秘密情報が他者によって入手が可能である場合や、情報が盗取（eavesdropping）可能な伝達媒体で伝送される場合に適用される暗号化装置及び方法に関する。発明の背景秘密情報の秘密保全技術に対する需要は長年にわたって存在している。しかし、長距離での、特に電波を利用した電子手段による大量の情報伝達が可能になるに至って、その情報を傍受して盗用する他者の能力が考慮されなければならなくなった。盗取者は暗号化（encrypted）された情報を解読（decipher）するために強力なコンピュータを利用すると考えられる。本明細書においては、一般的に暗号化を意味するエンクリプト（encrypt）、エンコード（encode）及びエンサイファ（encipher）なる用語は、一般的に解読を意味するデクリプト（decrypt ）、デコード（decode）及びデサイファ（decipher）なる用語の場合と同様に互換性を有して使用されている。関連した分野において、大量の情報はデータバンクに保存され、電話回線を利用して意図されていない、あるいは非契約（unauth orized）他者であっても入手が可能となっている。他人に伝達されるものであって、あるいは他人に入手が可能な状態で秘密保全が必要とされる情報とは、例えば、金銭情報、個人情報、法的情報、軍事情報及び商業情報等である。１９１７年にバーナン（Vernan）は電信様式の暗号システム（cipher system ）（米国特許第１，３１０，７１９号：１９１９年７月２２日発効）を開発した。これは、紙製テープの情報文字（message character）の値（value）にループ状キーテープ（looped key tape）上の別文字の値を追加し、それらの値の総計を暗号文字として伝達するものであった。この方法の安全性はキーテープの長さに依存していることが間もなく判明した。後に、長過ぎるキーテープの使用を排除するため、モアハウス（Morehouse：1918年）は２台のバーナン式機械を接続し、２つの別体となったループ状キーテープを使用して、一方の出力に他方の出力を修正（modify）させ、結合された出力に情報テープを暗号化（encode）させて暗号情報を創出させた。これら２本のループ状テープの長さを異ならせ、一方の文字の全ての変換を他方の全ての文字と共に実行させた。従って、１本の大幅に長いテープを２本の短いテープで置換可能にした。モーボーン（Mauborgne）はモアハウスのシステムが、キーテープ（あるいは２本のテープの変換物）が暗号化されるべきクリアテキスト（clear text）の長さに匹敵するものであり、１回のみ使用される（１回パッド(one time pad)）（下記参照）ときのみに暗号的に安全であることを看過した。その情報内であっても、あるいは他の情報の暗号化に使用する場合であっても、どのような種類のキーであろうがその反復はそのキーテープを無効化した。さらに、情報自体と同サイズではあるがコヒーレント（co herent）テキストから成る暗号キーの使用で作成された暗号テキストは解読可能であるが、もしそのキーが完全にランダムな文字の集積であれば解読不能であることも示した。１９２０年代において、外交用あるいは軍用コードに利用される多数のコード群は、それらに大きな数値あるいはキーを付加することで偽装された。１９２１年から１９２３年頃にかけて、ショーフラー（Schauffler）、ラングロッツ（Langlotz）及びクンゼ（Kunze）はドイツの外交団のために、それぞれ６群から成る８段に配分された４８のランダムに選択された５数字群に分割されたコードシート（coding sheet）（５０シート／パッド）から成るシステムを開発した。これらのパッドはセットで作成され、１セットは暗号用であり、１セットは暗号解読用であって、諸々の場所に送られた。１ページが情報に使用されるとそのページは廃棄された。よってこれを「１回パッド」と呼ぶ。この１回全長ランダムキーあるいは「パッド」は解読不能である。１９６７年にニューヨーク州ニューヨーク市のマクミラン社が出版したデービッド・カーン（David Kahn ）による「暗号盗取者・暗号記述の物語（THE CODE BREAKERS THE STORY OF SEC RET WRITING）」（３９４ページから４０３ページ）参照。一般的に、暗号化（encryption）は生情報を暗号（encoded）情報に置換するキーによって提供される。これを暗号テキスト（cipher text）と呼ぶ。暗号テキストが伝達相手である特定人物に伝達され、その人物が保有するキーで暗号テキストを解読し、元の情報に戻す。当然ながら、暗号テキスト（適正に作成された場合）は直接的には判読できない。暗号キー及び解読キーは定義的には関連したものであるが、従来の暗号化思想は、複雑な暗号Ｇアルゴリズムを開発し、解読キーなしでは解読することをほぼ不可能とすることに力点が置かれていた。複雑な解読アルゴリズムを採用した高速で強力なコンピュータの出現により、暗号化業界が一層に複雑な暗号化スキームを開発する方向で努力したのは当然の成行きであった。伝達情報を保護する１つの技術は、１９８３年９月２０日に発行されたロナルド・Ｌ．リベスト（Ronald L. Rivest）他の米国特許「暗号文による情報伝達システム及び方法」（発明者達のイニシャルからＲＳＡとして知られる）（マサチューセッツ州ケンブリッジのマサチューセッツ工科大学に譲渡）に記載されている。この特許は特殊な暗号化スキームを開示している。元の情報は、随意の累乗数の底（base）（この場合は、２つの大きな素数(prime number)の積(product) で割った指数計算の剰余数(remainder)）を使用した特定の累乗数（power）に処理された一連の数字（通常は大きな二進数）（情報文字）で構成されると考えられた。これらの計算の剰余数が送付される暗号テキストとなった。受信者はこの暗号テキストを一連の大きな二進数に分割し、これらの数字を解読に必要な指数に変換し、２つの大きな素数の積で割った指数の剰余数を得ることで暗号テキストを解読した。この技術は「指数モジュロｎ（exponentation modulo n）」と呼ばれる。ＲＳＡ特許は、大きな数字が普通のコンピュータでは処理困難であるため、区分された計算方法を提供しており、情報は部分的に暗号化される。この特許はさらに、信頼できる「電子署名技術（electronic signing technique）」を提供するハードウェアの適用と他の操作を解説している。この特許文献の欄２の行１０以降では、「暗号記述システムの能力は暗号化装置及び解読装置の複雑度に依存する」と述べられている。この文言は以降の暗号技術開発の方向を決定した。別の発明者は「パブリックキー（public-key）」システムを開発した。この技術は公開（public）された暗号キーを利用しており、解読キーは対象受信者のみに知られている。暗号化は解読の論理的逆行程（logical inverse）あるいは計算であり、よって、暗号キーを公開することは、パブリックキーで暗号化された情報を解読する重要な出発点を盗取者に提供することにもなる。この「論理的逆行程」とは、暗号情報から元の情報を導き出すことと定義する。しかしながら、「パブリックキー」による暗号化スキームをたとえ承知していたとしてもその解読を非常に困難にしている非常に複雑なシステムも開発されている。１９７６年に発行されたＩＥＥＥ情報理論報告書（IEEE Transactions on Information The ory）に記載されたディフィー（Diffie）とヘルマン（Hellman）の「暗号記述の新方向（NEW DIRECTIONS IN CRYPTOGRAPHY）」参照。ＲＳＡ式暗号化及びそれに類似した技術は複雑である。この複雑性によりいくつかの問題が提起される。まず、暗号化用のコンピュータはこれらの複雑な計算をタイムリーに実行する優れた計算能力を備えていなければならず、高性能数値処理ハードウェアあるいは高性能ソフトウェアルーティン（routine）や、あるいはそれらの組み合わせシステムが購入されて設置されなければならない。次に、さらに重要なことであるが、情報を暗号化して解読するには長時間（必要とされるコンピュータ計算数に関連する）が必要である。この時間の問題は、迅速で、ほぼリアルタイムの解読が不可欠なビデオや他の伝達手段のリアルタイム計算が必要な分野での利用を不向きにしている。もちろん、大型バッファーや特殊ハードウェア処理器の使用でこの限定を排除することは可能であろうが、このような利用には高価で、迅速で、非常に大型なバッファーが必要である。従って、ＲＳＡタイプの暗号スキームは、適切なハードウェアとソフトウェアのシステムが利用可能な場合にだけ採用が可能であった。よって、通常のパソコンを使用して平均的なユーザーが利用し、理解できる単純で、迅速で、効果的な暗号化システムが求められていた。本明細書において、アレイ（array）（またはマスク(mask)）とは要素あるいは元（element）の集合体として説明されている。このような要素はいかなる論理群（logical grouping）であってもよく、例えば、ビット（bit）、ニブル（n ibble）、バイト（byte）、あるいはいかなる長さ（length）の文字（word）であってもよい。さらに、本明細書では二進法（binary system）が使用されているが、モジュロ数（modulo numbering）システムあるいはアルファベットシステムであっても本発明に利用が可能である。本発明の１目的は、前述の限定と問題とを解消する、高性能コンピュータではもちろんのこと、普通のパソコンでも利用できる単純であるが効果的な暗号スキームを提供することである。効果的に暗号化（本発明の目的でもある）させるとは具体的には、コンピュータのユーザーには一般的であるが、盗取者には決定が実際上不可能である暗号マスク（アレイ）の利用を可能にすることである。本発明の別目的は、長時間を要するサブルーティンを不要とし、高価なハードウェアを不要とした暗号化スキームとそのシステムとを提供することである。本発明のさらに別な目的は、多くのリアルタイムでの適用にて利用が可能な迅速暗号化／解読スキームを提供することである。発明の概要前述の目的は、情報を暗号化して解読するために少なくとも２つのマスクと１つのパスワードとが使用され、これらマスクが一般的なソース（source）から得られる暗号化装置及び方法の提供で達成される。この暗号化装置は、暗号化する情報をリトリーブ（retrieve）する手段を含む。この情報で、Ｄ要素から成るアレイ(array of D elements)と、長さがＮの第１マスクアレイＭ１と、長さがＮ ’の第２マスクアレイＭ２と（通常において、Ｍ１とＭ２とは同一長であるが、このことはアルゴリズムの条件ではない）、Ｐ要素から成るパスワードアレイ(p assword array of P elements)(このＰ要素は暗号ガイド(encryption guide)の提供に利用される)と、Ｄ要素から成るアレイをエンコードあるいは暗号化するエンコーダ（この暗号化手段はＤ要素とＭ１の要素の第１計算を実行し、中間積(inter mediate product)Ｒ’を提供し、Ｍ２の要素で修正(modify)し、暗号テキストあるいは暗号情報である暗号化されたＲ要素から成るアレイを提供する）とが定義される。暗号文の解読はＲ要素をＭ２とＭ１とで論理的逆計算で処理し、解読された情報であるＤ要素を得ることで達成される。１好適実施例においては、前述した暗号化のための第１計算と第２計算とは、「排他的順序処理（exclusive oring）（ＸＯＲ処理）」、加算処理（ＡＤＤ）、及び／又は減算処理（ＳＵＢ）である。解読とは暗号化の論理逆計算で実行される。これらの計算処理において、ＸＯＲの論理逆計算は別のＸＯＲであり、ＡＤＤの論理逆計算はＳＵＢであり、ＳＵＢの論理逆計算はＡＤＤである。前述の暗号化及びその解読においては、それら計算形態のいかなる２つ、３つ、あるいはそれ以上の組合せも利用が可能である。１好適実施例においては、ＸＯＲとＡＤＤとが使用されている。同一タイプのこれら２計算の使用（２つのＸＯＲまたは、２つのＡＤＤ）は回避すべきである。なぜなら、これらの同一タイプの使用は２つの異なるタイプの計算の場合のようにはシステム安全性の向上には貢献しないからである。なぜなら、例えば、２つの連続的ＸＯＲの使用は１つのＸＯＲ（異なる値であろうと）の使用と同じことだからである。計算の順序には関係がない。盗取者は情報の解読に１つのＸＯＲ値を発見すれば済む。よって、この実施例においては、連続したＸＯＲ計算を加算してもシステムの安全性は向上しない。この場合、ＡＤＤとＳＵＢは同一の計算であると考えられる。なぜなら、ＳＵＢは負数のＡＤＤ処理だからである。前記例において、Ｍ１内のＮ要素とＭ２内のＮ’要素との要素単位（piece-wi se）の組合せは、ＮｘＮ’の長さのＱ要素を提供する。以降、ＱはＮｘＮ’のサイズとする。もしＤがＱよりも大きければ、Ｑの数の組合せが反復されてＤ要素が暗号化される必要があろう。この不都合な結果はパスワードによって回避される。Ｑ組の組合せがパスワードアレイＰの要素を利用して反復され、反復を暗号化することなくＲの要素を連続的に形成するためには要素Ｄ、Ｍ１及びＭ２をどのように組合せるべきかが指示される。もしＰの最後の要素が使用されており、処理すべきＤの要素が残っていれば、反復はＰの第１要素が再び使用されるときに生じ、このシナリオは、Ｄの全要素が処理されるまで繰り返される。例えば、１好適実施例において、もしＰが３２の異なる組合せを表しているなら、パスワードは３２のＱ要素でＤの非反復的暗号化を実行させるであろう。３２あるいは６４のバリエーションの選択はアルゴリズムの実行によって決定される。この好適実施例においては、６４のセットからの３２の選択が使用される。３２のうちのどのセットを使用するかは、パスワードストリング（password string）（Ｔ）のパリティ（parity）によって決定される。発生可能なシーケンス（sequence ）のバリエーションには、Ｄ、Ｍ１あるいはＭ２のコンプレメント（complement ）（８つの組合せを提供）、及び／又はＭ１とＭ２の値の交換（swapping）（別な８つの組合せを提供：全体で１６）が含まれる。ＡＤＤ／ＸＯＲあるいはＸＯＲ／ＡＤＤのペアとしての計算を実行することで別の１６の組合せを得ることができ、全部で３２の組合せセットが得られる。ＳＵＢ／ＸＯＲとＸＯＲ／ＳＵＢとを使用すれば６４の組合せに拡張される。この好適実施例においては、ＸＯＲ／ＡＤＤでも、ＸＯＲ／ＳＵＢの組合せであろうとも、６４のうちで３２の組合せセットのみがどの一時においても(at any one time)使用されるであろう。これは、一定の条件下で、暗号テキストＲの別部分から１の値だけ異なるＲの暗号テキスト内での反復を防止するために実行される。もし発生すれば、暗号テキストの検査（inspection）を通じてＮのサイズを決定することが可能であろう。解読を困難にする別な可変要素（variable）は、マスクアレイＭ１とＭ２の長さＮを送信者と受信者以外には秘密にすることである。もしＮが盗取者に知られていなければ、情報の適正な解読のためにはＮを正しく推察しなければならない（例えば、Ｄ＞Ｑであり、マスクアレイのソースとパスワードに関する全ての他の情報が知られていると仮定）。２つのマスクアレイＭ１とＭ２が、１つの大きなアレイの代わりに採用される。なぜなら、１）これらアレイの構築のためのサンプル方法が与えられていれば、２つのアレイを使用すれば、Ｍ１あるいはＭ２の一方の要素がたとえ０（null）であっても、クリアテキストの修正のための数段高い確率が提供される。これにより、クリアテキストが非修正形態で暗号テキストの一部に配置される可能性が減少する。２）単純なＸＯＲ解読を利用不能にする。なぜなら、ＸＯＲ処理が実行されても、そのＸＯＲ計算を成功裏に解読したか否かを確認するためのクリアテキストを有することにはならないからである。なぜなら、追加的なＡＤＤあるいはＳＵＢ計算が、正しいクリアテキストの回収のために実行されなければならないからである。３）２つのアレイと２つの計算処理（ＸＯＲ、ＡＤＤ）の使用によって、マスクアレイ要素の自己置換（permuting against themselves）が実行される。よって、非反復性シーケンス（non-repetitive sequence）ＱはＮ²の長さ（Ｍ１の長さｘＭ２の長さ）である。従って、Ｄに対するＮの小さな値は、Ｄよりも大きいであろうＱの長さの非反復性暗号化シーケンス（non-repetitive coding sequen ce）を創出するであろう。例えば、１０億バイトの情報Ｄを暗号化するには、Ｎの値はたったの３１，６２３バイト長でよく、もし正しい３２の文字パスワードが採用されれば５，５９１バイトで達成可能である。即ち、（５，５９２）²ｘ３２＞１ｘ１０⁹となる。４）置換長（permutation length）Ｑを備えた２つのアレイを使用すると、少なくともＱの異なる独立計算がクリアテキストＤに対して実行される。これによりクリアテキスト内の文字の発生率あるいは頻度分布（frequency distribution ）を決定するための頻度分布分析の利用が最小限に抑えられる。Ｍ１とＭ２とのために使用されるソースのケア（care）と検査（inspection）は、一定値の長い反復を防止するのに有効である。デジタル音楽やサウンドファイル同様、コンプレスされた（compressed）、あるいは”ジップされた（zipped ）”ファイルは有効に利用できる。この暗号化／解読スキームに対してこの検査は重要ではあるが決定的なものではない。なぜなら、例えば、ＡＤＤとＸＯＲのごとき２つのアレイと２つの異なる論理計算（logical operator）が使用されるからである。Ｍ１、Ｍ２あるいは信号ＤＣＦ（図３のアイテム２１）のエントリ（ entry）の１つが非ゼロである限り、得られる暗号テキストは元のクリアテキストとは異なるであろう。クリアテキストがコンプレメント処理されたものであっても、加算されたもの、あるいはＸＯＲ処理されたものであっても修正され、その修正はその結果からは判明しないであろう。本発明の１つの重要な長所は、そこからマスクアレイの構築が可能なデータバイト源の多様性である。実際、デジタル要素のいかなるグループ化でも利用が可能であり、例えば、音楽コンパクトディスク（ＣＤ）の中身が利用可能である。音楽はデジタル式にエンコードされたシーケンスであるため、ＣＤのデジタルシーケンスのいかなるサンプリングでもマスク源として使用が可能である。典型的な音楽選択の分析では、１６ビットの数値の中央の８ビットの選択は可能な全バイト値範囲にわたって充分に均等な結果を提供することが判明している。他の例には、コンピュータに読み込みが可能なコンピュータフロッピーディスク、コンピュータハードディスク、コンプレスされたファイル、バックアップディスク及びテープ、ソフトウェアディストリビューションディスク、スキャンイメージ、デジタルＣＡＤ画像、フォト−ＣＤディスク、ＣＤ−ＲＯＭディスク（ＲＥＤ、ＧＲＥＥＮ、ＹＥＬＬＯＷ、あるいはＯＲＡＮＧＥ基準及びＣＤのすべてのバリエーションに対応）、デジタルサウンドウェーブ（wave）（^*.WAV）ファイル、あるいはすべての再生可能なデジタルデータ源が含まれる。パスワードとＭ１及びＭ２アレイは情報の暗号化と解読とに必要であるため、もし盗取者がこれらのいずれかを間違って入手していれば情報は適正に解読されないであろう。さらに、Ｍ１及びＭ２あるいはパスワードに関する情報は暗号情報には発見されないので、その情報を解読することは困難である。１好適実施例においては、前記のアルゴリズムのバリエーションは予備データ変換（preliminary data transform）を採用しており、修正データバイト（Modi fied Data Byte）（ＭＤＢ）と、位置変換（positional transformation）と、要素ＤからＲの通常暗号化変換（normal encoding transformation）とが創出される。位置変換はＲの要素の序数の再構成を指示し、Ｄの序数と順次的に(sequent ially)合致しないようにしている。ジャンブル（jumble）とは、採用されたパスワードと利用可能な適用（application at hand）のファンクション（function ）である。バッファ処理することなく連続情報（serial information）のみが処理されるとするならば、そのシーケンスの再序列化指示あるいはジャンブル処理は回避すべきである。なぜなら、進行した（advanced）、あるいは遅れた（reta rded）位置情報は、データがメモリバッファに保存され、再アレンジされないかぎり補正できないからである。ＭＤＢを創出するのに使用される予備データ変換は入力データバイト（incoming data byte）に対してカウンタのＸＯＲ処理によって実行される。この暗号化スキームによって変換されたときにこのように創出されたＭＤＢは、このステップが実行されなかった場合よりも、理想的に均等な分布（出力バイト値）から小さな統計偏差（statistical variance）を有している。本発明の別な長所は暗号化と解読の速度である。この速度は、たいていのコンピュータの固有な命令セット（native instruction set）に見られる少数のコンピュータタイミングサイクルで迅速に処理される単純な論理計算の使用に直接的に関係する。この速度能力は本発明を、例えば、ビデオやファックス伝達でのリアルタイム伝達に適用させる。しかし、速度が群を抜いた１好適実施例では、単純な論理／数学計算のハードウェアの実行によって、本発明を具現化している装置の速度能力は改善するであろう。本発明の別な長所は、１回パッド暗号化スキーム（あるいはそのバリエーション）の容易な実行を可能にしていることである。これは、暗号キーのために利用が可能な広範なデジタルデータと、暗号キーを構築するためにこれらソースがサンプルされる多様な様式と、採用が可能なパスワードの多様性とに負っている。繰り返すが、当事者によって使用される当初値（initial value）はいかなるデジタル源からのものでも構わない。すなわち、伝達値、数式、プログラムコード、ソフトウェアディストリビューションディスケット、ＣＤ−ＲＯＭ、あるいはいかなる他の再創出可能あるいは再現可能なデジタル源からのものであってもよい。デジタルデータは二進ビットストリング（binary bit string）で表される。これらのストリングは文字、整数、浮遊ポイント数（floating point number）あるいはビットのみを表すことができる。その形態は関係ない。なぜなら、それらは全て修正、無修正に拘らず使用が可能だからである。その選択はユーザー自身が行う。ビットストリングが浮遊ポイント数であるか、整数であるか、あるいは文字であるかは、その情報をユーザーがどのように翻訳したいかによって定まる。ビットレベルではそれらはすべて互換可能である。本発明の安全性は利用されるロジック／数学計算の安全性に依存するものではなく（有益ではあろうが）、採用される暗号キーとパスワードの安全性に依存しているからである。本発明の他の目的、特徴及び長所は、添付の図面を基に説明した以下の好適実施例の詳細な説明から明らかになるであろう。図面の簡単な説明図１は、情報伝達システムの機能ブロック図である。図２は、１好適実施例による情報の暗号化及び解読に必要なステップを表わすブロック図である。図３Ａは、その実施例のパスワードコマンドアレイの機能ブロック図であり、暗号システムの操作の制御に使用される可変要素を提供するためにどのようにそのアレイにアクセスするかを示している。図３Ｂは、ＢＰＭと、ＥＳＯと、アレイ長レジスタ（Array Length Register ）の機能ブロック図である。図４Ａは、第１マスクアレイとそのカウンタの機能ブロック図である。図４Ｂは、第２マスクアレイとそのカウンタの機能ブロック図である。図５は、マスクデータ修正ロジック（mask data modification logic）の機能ブロック図である。図６Ａは、初期化シーケンス（initialization sequence）の機能ブロック図である。図６Ｂは、マスクアレイアドレス処理（mask array addressing）の機能ブロック図である。図７は、暗号化セクションの概略ブロック図である。図８は、解読セクションの概略ブロック図である。図９は、修正データバイト（ＭＤＢ）創出の１バリエーションの概略ブロック図である。図１０は、出力シーケンス（output sequence）をスクランブル（scramble）するためのバッファポインタモディファイヤ（Buffer Pointer Modifier）（ＰＢＭ）の発生（generation）と使用における１バリエーションの概略ブロック図である。図１１は、バッファアドレススクランブル処理（buffer address scrambling ）に対するバリエーションを示すブロック図である。図１２は、スクランブリングアドレス（scrambling address）の別バリエーションを示すブロック図である。図１３は、１つのマスクアレイの実施例のパスワードコマンドアレイの機能ブロック図であり、この暗号化システムの操作の制御に使用される可変要素を提供するためにどのようにアレイにアクセスするかを示している。図１４は、１つのマスクアレイを使用した暗号化セクシションの概略ブロック図である。図１５は、１つのマスクアレイを使用した解読セクションの概略ブロック図である。図１６は、異なる幅の２つのアレイを使用した暗号化要素と、同一の幅のアレイを使用するが修正された適用を示す暗号化要素の概略ブロック図である。図１７は、可変幅計算／ロジック要素を使用した修正暗号化セクションの概略ブロック図である。好適実施例の詳細な説明図１は本発明を使用した伝達システムの基本的ブロック図である。秘密情報は無線によって送信者（SENDER）から受信者（RECEIVER）に送られているが、その情報は盗取者（EAVESDROPPER）によっても傍受されている。情報はコンピュータシステム２でエンコードあるいは暗号化され、電波４で受信者５に伝送３される。受信情報は解読され、さらに／あるいは受信箇所６でコンピュータに保存され、送信先である受信者に提供される。しかし、このシステム図では暗号情報を傍受する受信者７も存在する。傍受された暗号情報は強力な計算システム８に入力され、情報の解読が図られるかも知れない。図示はしないが、情報を暗号化するのに本発明が適用される他の同様なシステムには、秘密情報が記録されるデータベースに対する電話回線アクセスが含まれる。このような場合には、盗取者は暗号情報を自分のコンピュータシステムにダウンロードし、解読を図るであろう。好適実施例の以下の説明においては、周知であるコミュニケーション及びデータ保存／アクセス手段に対してではなく、本発明の暗号化及び解読スキームに重点をおいて解説している。本発明で使用する個々の装置は周知であり、パソコン雑誌あるいは通信文で一般的に散見される電子機器が利用される。これらコミュニケーションとデータベース手段は広義の周知用語で解説されている。図２は本発明に従った情報の暗号化及び解読ステップのフローブロック図である。暗号化する情報をステップ９で選択し、その情報をコンピュータアクセス可能なバッファメモリに入力する。その情報の長さが知られる。次に、２つのマスクアレイを構築するのに使用されるソースをステップ１０で選択し、ステップ１１でそれらマスクアレイの長さを選択し、そのソースファイルをどのようにサンプルするかを決定し、ステップ１２でそのマスクアレイを構築する。この情報に使用するパスワードをステップ１３で選択し、送信する情報を暗号化するためにステップ１４に進む。解読ステップは暗号化ステップに対応し、本質的には同一であるステップ９’、１０’、１１’、１２’、１３’及び１４’で示されている。「暗号化（エンコード）」なる用語が「解読（デコード）」で置き換えられているだけである。これらのどの構成要素でも両者間で異なっていれば、情報は適正に解読されないであろう。図２のステップあるいはアイテム１０で前述したように、マスクアレイの構築に使用されるデータバイト源はいかなるものであっても構わない。すなわち、プログラムで数式からそれらを発生させることもできれば、デジタル化された音楽ファイルであっても、スキャニングされた画像であっても、音楽ＣＤ−ＲＯＭであっても、コンピュータ（ソースあるいは利用可能なもの）のプログラムファイルであっても、または情報が反復的に回収できるいかなる他のデジタル源であっても構わない。部分的に図２のアイテム１１において、ユーザーは選択されたソースをどのようにサンプル処理するかを決定しなければならない。すなわち、ソースへの開始オフセット（starting offset）及びそのソースファイルの追加サンプリングポイント間の距離を決定しなければならない。これらのサンプリングはマスクアレイＭＳＫ１（図４Ａのアイテム３４）とＭＳＫ２（図４Ｂのアイテム３５）の構築に使用される。これらの長さは選択可能であり、不法な暗号解読に対するさらなる障害を提供している。このマスクアレイの長さはそれらマスクアレイの個々の長さの積に等しい組合せ長（combinatorial length）を提供する。この好適実施例においては、アレイは同一長Ｎのものであり、反復前にＮ²の要素組合せ（elemental combination）のシーケンス距離（sequence distance）Ｑを提供する。パスワード（アイテム１３）は、データを修正することで効果的な組合せシーケンス長（combinatorial sequence length）Ｑを拡張（expand）し、処理スキームにおいてフロー（flow）を制御するように選択される。このパスワードは、パスワードの文字選択と長さとに基づいたＱの３２（６４のうち）までのバリエーションのセットを可能にしている。よって、一定の入力値が与えられた場合、最大非反復性出力長（maximal non-repetitive output lenght）は３２Ｑ（３２Ｎ²）となるであろう。関与するバリエーションのため、解読テキストの検査ではＫＱ（Ｋ＝２から３２）のサイズと、ＫＱの長さに等しい（当初はさらに長い）Ｑ’を決定することは困難である。従って、盗取者が暗号テキストの検査からＮを決定することは非常に困難な仕事となる。よって、暗号化プロセスの制御のためのパスワードの使用は、盗取者が暗号テキストの検査によってＭ１とＭ２とのマスクアレイのサイズを推察することを困難にしている。繰り返すが、図２の全ステップは、暗号化と、それに対応する解読との間で同一でなければならない。さもなければ、情報は適正に解読されないであろう。特に、マスクアレイ構築のためのソース、その長さ、及び採用するパスワードは同一でなければならない。よって、情報の安全性を確実にするための本発明の主要な保護はこれら３要因の不明性と選択肢の多様性とに依存する。マスクアレイの構築に使用され得る材料は無限である。これらアレイのサンプリングはユーザーの想像力によってのみ制限される。よって、得られる保護スキームは非常に安全である。図２のアイテム１０と１１はアレイ解説ファイル（Array Description File）（ＡＤＦ）で説明できよう。このＡＤＦは次のフォーマットを有している。アレイ＃１と＃２はマスクアレイ構築のためのソースファイル（source file ）を特定している。もし、Ｂ：^*.^*（ＰＣＤＯＳシステムに使用）のごときファイルネーム用にワイルカード文字（wild card character）（^*ｏｒ？）が使用されれば、その最初のマッチングファイル（matching file）が使用されるであろう。例えば、バックアップディスクの大セットからのディスケットが使用されれば、そのディスケットのファイルネームをユーザーは前もっては知らないであろうし、ワイルドカード指定（designation）^*.^*の使用でディスケットの読み込みは可能になろう。もちろん、望むのであればファイルネームの明細（specific ation）をさらに限定的にすることもできる。１（０ではなく）にセットされたときポーズフラッグ（pause flag）は活性化（active）し、処理前にユーザーに対してディスケットのコンピュータへのローディング（loading）のための時間を提供する。ＡＦＤを使用したマスクアレイのための他のデータソースは、マイクロソフト社のエクセル（Ｅｘｃｅｌ）あるいはワード（Ｗｏｒｄ）等の主流コンピュータプログラムで提供されるソフトウェアディストリビューションディスケットでもよい。これらファイルは圧縮（compressed）されており、ユーザーにとっては非常に利用が容易なソースである。ディスクバックアップディスケットが使用される場合には、一定値ではない領域をユーザーが確実に特定できるよう、シマンテック社のノートンユティリティ（ＮｏｒｔｏｎＵｔｉｌｉｔｙ）のごときプログラムを使用して前もってそれらを検査すべきである。その名称から推察できようが、前記のＳＴＡＲＴＩＮＧＯＦＦＳＥＴとＳＡＭＰＬＩＮＧＩＮＤＥＸとはそれぞれ、データサンプリングが開始されるバイトの序数と、次のサンプリングポイントまでのバイトでの距離である。ソースファイルへの実際のインデックス（０からカウント）は以下のように計算される。式１ＳＡＭＰＬＥＢＹＴＥＩＮＤＥＸ＝（ＳＯ＋（Ｉ^*ＳＩ））ＭＯＤＵＬＯＦＬＳＯ＝サンプルオフセットＳＩ＝サンプリングインデックスＦＬ＝バイトでのソースファイル長Ｉ＝マスクアレイのためのｉ番目の要素（０からカウント）モジュロ（ＦＬ）計算（modulo operation）であるため、特定されたソースファイル外でポイントをサンプルすることは不可能である。計算されたインデックス値はファイルの開始部にラップアラウンド（wrap around）するだけであろう。例えば、ソースが取り出し不能メディア（non-removable media）で発見されるファイルである場合、ＡＤＦはそれら両方のマスクアレイ源とサンプルシーケンスとを完全に記述するであろうから、ＡＤＦの安全性は重要である。このことは２つの異なる方法で対処可能である。まず、ＡＤＦは使用されていないときには物理的に安全に保管されていなければならないディスケットに存在させる。あるいは、何百または何千のＡＤＦを発生させる。そうすれば実際に使用されるものを推察しなければならないであろう。さらに、ＡＤＦのファイルネームエントリも前述のワイルドカード文字を使用して不明とすることができよう。最後に、ファイルの暗号化に使用されるパスワード文字ストリングＰは、別レベルの情報Ｄの安全性を提供する。これは、パスワードストリングＰが暗号化／解読スキームを指示するのに使用され、当初の暗号化開始オフセット（Encrypti on Starting Offset）（ＥＳＯ）（図３Ｂのアイテム３０）、ＭＳＫ１（図４Ａのアイテム２６）とＭＳＫ２（図４Ｂのアイテム２７）のアレイのアドレスレジスタ／カウンタ（address register/counter）の値と、バッファポインタアドレスモディファイヤ（Buffer Pointer address Modifier）（ＢＰＭ）（図３Ｂのアイテム２８）の値を提供するからである。これら全ては暗号化／解読スキームの計算を制御する。前述のＡＤＦ法以外の追加的なサンプルスキームも、それが得られた情報の再生の反復性とバリエーションを提供するかぎりにおいてデジタルソースへのアクセスと、マスアレイの構築とに使用が可能である。例えば、ランダム数発生機（ random number generator）をＳＡＭＰＬＥＢＹＴＥＩＮＤＥＸのファイルへの計算（ファイル長をモジュロ処理）に使用することが可能である。ランダムあるいはシュード（疑似）ランダム数発生機を理解するユーザーであればこの方法を容易に利用することができよう。解説した暗号化スキームをマルチ式に使用しても、１層（layer）あるいは暗号の解読の困難性に較べれば情報の安全性をさほどには増強させない。この理由は部分的には、暗号テキストに対比して情報バイトのデータのビット分布（bit distribution）が影響を受けないという事実による。すなわち、８ビットの暗号情報はクリアテキスト情報の８ビットのデータに相当するからである。これを回避する唯一の方法は、暗号化された暗号テキストを提供しているビット数が、元のクリアテキストによって占められるものよりも大きなスペースにわたって広がっているような連続的暗号化過程で中間ステップ（intermediate step）を使用することである。これは、以下に説明するような単純な変換（可変要素の１つに式２を使用）で可能である。式２Ｗ＝（Ｉｎ（Ｂ^c−１）／Ｉｎ（２））の整数部分Ｂは、新底数（number base）であり、Ｃは新底数で「バイト」を提供するようにグループ化される文字／数字の数であり、Ｗは変換（conversion）以前に新底数内にシフトする情報データのビット数である。このビットがレジスタにシフトされれば、逆順序でのこのレジスタの連続的割り算（新底数での）の剰余数の書き込みと、これら剰余数のプリント可能なＡＳＣＩＩ文字への変換（２０（ｈｅｘ）−スペース文字−よりも大きな値を加える）は、ユーザーが利用可能な別レベルの暗号化を提供する。この計算の逆順序とは、その数字を逆に読み、プリントオフセット（printing offset）を取り除き（数字を底数Ｂに戻すように変換）、それらを二進数に戻し、得られたＷビットをリカバーされた情報データファイルにシフトして戻すことである。以上を要約すれば、選択された底数（ＢＡＳＥ）を使用した二進数から全プリント可能文字のグループ（ＧＲＯＵＰ）への変換は、以下のように実行される。１）Ｗを式２から計算。２）バイトの暗号情報（Ｗビット幅）にアクセスし、これらバイトを数字（ＮＵＭＢＥＲ）に変換。３）ＮＵＭＢＥＲをＢＡＳＥでＧＲＯＵＰの回数だけ割り、各剰余数を保存。４）逆順序でステップ３の剰余数にアクセスし、プリント可能文字に変換（ルックアップ表あるいはアルゴリズムを利用）。５）得られたＧＲＯＵＰ数の文字を出力し、望むならばグループ範囲を示すために「スペース」文字を追加（必須ではない）。６）全二進数情報が変換されるまで必要に応じてステップ２から５を反復し、必要に応じて０で全ての最終ビットもパッドアウト（pad out）処理。最初の割り算の剰余数は、（ＢＡＳＥ）⁰数であり、次の剰余数は、（ＢＡＳＥ）¹数であり、さらに（ＢＡＳＥ）²数(digits)・・・となる。元のビットストリングは以下のようにして得られる。１）可変ＳＵＭを０にセット。２）２ａ）ＤＩＧＩＴ＝ＢＡＳＥ数に戻された文字２ｂ）ＳＵＭ＝（ＳＵＭ^*ＢＡＳＥ）＋ＤＩＧＩＴをＧＲＯＵＰ数だけ実行。３）得られたＳＵＭは取り出された数字。得られたバイト（Ｗビット幅）を出力ファイル（最大の最初のビット）に取り出された二進数形態として伝送。底数の変換はそれ自身で粗目の暗号化スキームとして使用が可能である。なぜなら、Ｗと選択された底数との間にはいくらかの余裕幅（leeway）が存在するからである。すなわち、限定された範囲において、いくつかの異なる底数は同値のＷを利用することができる。例えば、Ｗ＝２５ビットは底数３３から３６に直接的に対応する。間違った底数の選択は暗号テキストを不適切に解読させる。このメカニズムにより、元来の情報データビットはさらに大きなＡＳＣＩＩバイトシーケンスに拡散（spread）される。この変換の別な効果は、暗号化されたデータファイルを全プリント可能文字に変換させることである。このことは、暗号化されたバイトが伝達制御シーケンスバイト（transfer control sequence by te）を模倣し、暗号テキストの正しい伝達を妨害するかもしれないような条件下では必要となろう。暗号ファイルの全プリント可能文字への中間変換の使用で、ファイルはさらにその安全性を強化されて暗号化される。以下は式２（５文字グループの３６の底数（Ａ−Ｚ、以降０−９））を使用して全プリント可能文字へと変換されたファイルの一部である。図２の好適実施例の暗号化あるいは解読は、論理計算ＸＯＲ、ＡＤＤ、及びＳＵＢを利用して実施される。他の好適実施例においては、解読計算が完全な元の情報を再生する他の計算を使用することができる。この例においては、ＸＯＲはＸＯＲの論理逆計算であり、ＳＵＢはＡＤＤの論理逆計算である。対応的に、ＡＤＤはＳＵＢの論理逆計算である。選択された２つのマスクで、２つの論理計算がリストされた３つの中から選択される。それらはＸＯＲ−ＡＤＤ、ＸＯＲ−ＳＵＢ、ＡＤＤ−ＸＯＲ、ＳＵＢ−ＸＯＲのごときにグループ化される。この好適実施例においては、ＸＯＲ−ＡＤＤとＡＤＤ−ＸＯＲのペア、あるいはＸＯＲ− ＳＵＢとＳＵＢ−ＸＯＲのペアのみが１時に使用される。本発明では、情報データバイトを１のコンプレメントされたもの（complemented）としているので、前記の限定が課せられなければ、一定情報値で、ＭＤＢ計算を無視して、１の値だけ長さＱの別シーケンスから異なる長さＱのシーケンスを暗号化させることは可能であろう。これによって、アレイサイズＮが提供される。これが可能な理由は、たいていの二進計算システムにおいてはＳＵＢＴＲＡＣＴＩＯＮ（減算）が減算されている数の２のコンプレメントのＡＤＤＩＴＩＯＮ（加算）によって実行されるからである。２のコンプレメント数はその数の１のコンプレメントを取得し、それに１を加算することで提供される（前述の限定）。この限定が使用されてもされなくとも、一般的な暗号化／解読スキームには影響しない。ＭＤＢ（修正データバイト）技術の使用によって、この限定はたいていの場合に緩められ、６４のバリエーションの組合せシーケンスＱが使用可能となろう。他の好適実施例においては、このようなマスクアレイのさらに複雑な使用形態が可能である。いくらかの要素をインバート（invert）させたり、あるいはアレイの要素の使用順序を変更させることができよう。このような技術はダブらせることなく長い情報の暗号化を可能にする。この好適実施例における本発明の重要な長所は、入力情報データをＸＯＲ処理し、他の暗号化計算が実行される前に修正データバイト（ＭＤＢ）を創出させるカウンタの使用により提供される。この技術により、典型的な暗号情報内の文字の分散度（多様性）が増大される。例えば、ローマ字”ｅ”は他のどの文字よりも頻繁に使用される。もしこの計算（操作）が実行されなければ、値スペース（０から２５５）の暗号テキストのバイトの分散度はこの技術が採用されたときほどにはならないであろう。この技術は、ここで採用される一般的な暗号化スキームに加えて、暗号情報内の文字の使用配分分散度を大きく増大させる。ＭＤＢ技術の別な長所は、たとえＤＣＦ、Ｍ１及びＭ２が全て０であろうとも、クリアテキストが暗号テキスト内に無修正で入力される確率を０．５％以下とすることである。なぜなら、クリアテキストはアドレスカウンタ、あるいはアドレスカウンタのバリエーションによって修正されるからである。図９に示すこのカウンタ技術の他のバリエーションは、暗号化される入力データバイトへの適用前に、カウンター値が定数の加算あるいは減算で修正されるか、そのカウンタで他の値をＸＯＲ処理することで修正されるか、あるいは、これらの計算の組合せで修正されるような場合に適用が可能である。暗号化のために採用されるこれらの論理逆計算はデータを適正に解読するのに必要であろう。それが実行されると、シーケンスカウンタ値（sequential counter value）の使用によって、可能な値の領域の暗号データバイトの分散度あるいは均等度は増加するであろう。図３Ａに示すように、各パスワード文字の下部の５ビットはパスワードコマンドアレイ（Password Command Array）２４にデータ入力ライン１５、アドレスライン１５’及び制御信号３９によって保存される。ＤのＱ要素が処理されると、このパスワードコマンドアレイのアドレスレジスタ／カウンタ１６は図６Ｂに示すステップあるいはアイテム８０で次の位置にまで増分（increment）される。これはＱ度（times）ごとに発生する。レジスタ／カウンタ１６はモジュロＰを計算する。Ｐはバイトによるパスワード長である。以下はこのパスワードコマンドアレイの５つの出力ビットの解説である。ＰＳＳ１７＝パスワードシーケンスセレクタ（Selector）（Ｔビット２２と使用されるときはＸＯＲ、ＡＤＤ、ＳＵＢのシーケンスを選択）ＰＳＳＷＶ２３参照。ＤＳＦ１８＝データスワップフラッグ（Data Swap Flag）（マスク要素ＭＳＫ１３４とＭＳＫ２３５が交換されるべきか否かを指示）図５参照。ＣＦ１１９＝コンプレメントマスク＃１フラッグ（ＭＳＫ１３４に１のコンプレメント処理を施すか否かを指示）。ＣＦ２２０＝コンプレメントマスク＃２フラッグ（ＭＳＫ２３５に１のコンプレメント処理を施すか否かを指示）。ＤＣＦ２１＝データコンプレメントフラッグ（修正データバイトに１のコンフルメント処理を施すか否かを指示）。Ｔビット２２＝パスワードストリングのパリティ（式３参照）。ＰＳＳＷＶ２３＝２ビット信号、ＰＳＳの２倍にＴビットを加算。ＰＷＣ(ｉ)はパスワードコマンドアレイ（アイテム２４）のｉ番目のエントリである。ＣＦ１２０、ＣＦ２１９、及びＤＳＦ１８の使用は図５に図示。１ビット幅の信号ＣＦ１２０とＣＦ２１９は拡張（expand）され、暗号化スキームで論理”バイト”として処理された全ビットを修正する。この「バイト」は８ビットだけに限らず、実施態様のユニット（unit）である（すなわち、２、４、８、１６、３２ビット等）。ＰＳＳ１７はＴビット２２と共に使用され、本発明のスキームの暗号化及び解読シーケンスの制御に使用される０、２あるいは１、あるいは３のＰＳＳＷＶ２３の値を計算する。ＤＣＦ２１は１ビット信号であり、論理バイトにまで拡張されており、さらに本発明の修正データバイト（ＭＤＢ）でＸＯＲ処理されており、もしＤＣＦ２１が１であるときにはその１のコンプレメントを創出する。ＤＣＦ２１がゼロであるとき、修正データバイトには変化は発生しない。図３Ｂに示されているように、入力データライン１５は情報を、コントロール９０を使用してＢＰＭレジスタ２８に、コントロール９１を使用してＥＳＯレジスタ３０に、コントロール９２を使用してアレイ長レジスタ３２にロードするのに使用される。このアレイ長レジスタの値は各マスクアレイのバイト数である。図３Ｂにおいて示すように、ＥＳＯ３０とＰＢＭ２８の値は、暗号化あるいは解読に使用されるパスワードを提供するのに使用されるＡＳＣＩＩ文字の値から全て導かれている。ＥＳＯ３０は暗号開始オフセット値（Encryption Starti ng Offset value）である。この値は、ＭＳＫ１３４とＭＳＫ２３５の両アレイにマスクバイトがロードされた後、それら両アレイのアドレスカウンタの当初開始値（initial starting value）として使用される。ＢＰＭ２８はバッファポインタ（アドレス）モディファイヤ（Buffer Pointer（Address）Modif ier）であり、そのビット幅はアドレスバッファのサイズに対応する。ＰＣ（パソコン）環境においては、保存の通常ユニットが典型的には２０４８バイトである理由から、１０２４バイトバッファが使用される。このバッファサイズは暗号化／解読スキームの計算に決定的なものではなく、どのサイズでも使用できる。例えば、２５６バイトのバッファサイズをファックス情報のスクランブルに使用することが可能であろう。このＢＰＭメカニズムが採用されると、バッファサイズは２の累乗（power of two）であるべきである。適用形態によっては、ＢＰＭ＝０とのみセットすることが望ましいであろう。ＢＰＭ２９の値を暗号化用のバッファアドレス値１３０でＸＯＲ処理１４０し、それぞれのデータバッファ１３４の実際の使用アドレスを創出する。これにより、暗号化するときに出力バッファ１３８へとアドレスエントリ（address entry）のシーケンス１３４をスクランブルし、あるいは、解読するときに入力バッファ２００からエントリをサンプルするためのアドレスのシーケンス２３４をスクランブルするという効果が提供される。バッファアドレスカウンタ出力１３０が入力データバイト１０２のＸＯＲ処理１０４に使用され、情報データの拡散度の増強のためにＭＤＢ１０６が創出されるので、盗取者が情報を解読するときの困難性を増強させるには、暗号化されたバイトの得られた序数シーケンスを並び換えるのが有効である。式５ＢＰＭ＝ＥＳＯモジュロ１０２４ＥＳＯとＢＰＭの値の計算に使用される公式はこの暗号化スキームに決定的なものではなく、暗号化と解読との間で自己矛盾がなければよい。それら以外でも、この暗号化／解読スキームが有効に利用できる限りにおいて、他の公式や数式でもこれらの計算に使用が可能であろう。式７ＢＰＭ＝（ＥＳＯｘ１９）モジュロ１０２４望むなら、説明は省くが、これら２つのマスクアレイの各々に対して別々のＥＳＯ値を計算することも可能である。計算式が暗号化と解読に矛盾なく適用されるかぎり、この方法は有効であろう。全ＥＳＯは、通常は最初のエントリではないマスクアレイのサンプルのための開始ポイントを提供し、その計算がモジュロＮ（アレイ長）で実行されるかぎり、そのパスワードは独特な開始ポイントを提供するであろう。同様に、ＢＰＭはアドレス値のスクランブルのためのマスクの提供に使用され、入力／出力バッファの長さをモジュロ計算するのに使用されるべきである。図１０はＢＰＭ値を使用した別例の適用法を提供している。図４Ａは、第１マスクアレイ、アドレスカウンタ、及び長さカウンタの機能ブロック図である。コントロールライン９３、データライン１５、及びアドレスライン１５’を介して第１マスクアレイがＭＳＫ１３４に構築される。マスクアレイが構築された後、このアレイ２６のアドレスカウンタが、コントロールライン９３を使用してＥＳＯ値３１（図３Ｂ）に初期化される。ＭＳＫ１３４に構築されたアレイのサイズはＣＯＵＮＴＥＲ＃１３６にロードされる。これは、アレイ長レジスタ（Array Length Register）３３の出力をコントロールライン６７を使用してそのカウンター内にロードすることで達成される。このステップも図６Ａに示す初期化計算に示されている。データ暗号化が開始されると、アドレスカウンタ２６は各データバイトがアイテム５８で処理された後に増分処理される。このカウンタはモジュロＮ計算を実行するようにデザインされている。アレイ長の値Ｎはアイテム３３で与えられる。さらに、データバイトが処理された後、ＣＯＵＮＴＥＲ＃１はアイテム６０で減分（decremented）される。この詳細は図６Ｂに示されている。ＣＯＵＮＴＥＲ＃１＝０信号６２はＣＯＵＮＴＥＲ＃２３７とＭＳＫ２アドレスカウンタ２７のクロッキングの制御に使用される（図６Ｂ）。この詳細は図６Ｂに示されている。ＭＳＫ１アレイ３４の出力は２つのマルチプレキサ（multiplexer）４４と５０（図５）に送られ、マスクアレイ値はさらに修正されるであろう。図４Ｂは、第２マスクアレイ、アドレスカウンタ、及び長さカウンタのための機能ブロック図を示している。コントロールライン９４、データライン１５、及びアドレスライン１５’の使用を介して第１マスクアレイがＭＳＫ２３５内に構築される。このマスクアレイが構築された後、このアレイ２７用のアドレスカウンタはコントロールライン９４（図６Ａ）を使用してＥＳＯ値３１（図３Ｂ）に初期化される。ＭＳＫ２３５に構築されたアレイのサイズはＣＯＵＮＴＥＲ＃２３７にロードされる。これは、アレイ長レジスタ３３の出力を知り、それをコントロールライン７８を使用してそのカウンタ内にロードすることで達成される。このステップも図６Ａに示される初期化計算で示されている。データ暗号化が開始されると、アドレスカウンタ２７は各データバイトが処理された後に増分される。このカウンタはモジュロＮ計算を実行するようにデザインされている。アレイ長の値Ｎはアイテム３３で与えられる。ＣＯＵＮＴＥＲ＃２もまたアイテム７０で各データバイトが処理された後に減分される。この詳細は図６Ｂに示されている。ＣＯＵＮＴＥＲ＃２＝０信号７２は、コントロールライン８０（図３Ａ）を使用したパスワードモジュロＰアドレスカウンタ１６の増分制御に使用される。ＭＳＫ２アレイ３５の出力は２つのマルチプレキサ４４と５０（図５）に送られ、マスクアレイ値はさらに修正されるであろう。アドレスカウンタとマスクデータアレイ（図４Ａと図４Ｂ）間のアドレスライン（アイテム９５と９６）は１５バイト幅で示されている。この幅は説明の目的にのみ採用されており、実際にはどのようなビット幅でも可能であろう。図５は実用値Ｍ１４８とＭ２５４とがどのようにＭＳＫ１３４とＭＳＫ２３５の値、及び信号ＤＳＦ１８、ＣＦ１２０及びＣＦ２１９（図３Ａ）から導かれるかを示している。Ｍ１４８とＭ２５４とは次の計算式で説明される。ＤＳＦ１８は２つのマルチプレキサ４４と５０の入力選択の制御に使用され、一方、ＣＦ１２０とＣＦ２１９は、それぞれＸＯＲ計算４６と５２を介したマルチプレキサ４５と５１の出力の完全ビット幅の修正のために拡張された１ビット信号である。ＤＳＦ１８は１にセットされたとき、ＭＳＫ１３４とＭＳＫ２３５の値を交換する。第１マルチプレキサ４５の出力はＣＦ１２０でＸＯＲ計算４６されて値４７を提供し、Ｍ１４８に保存する。この値はＣＦ１の値が０であるか１であるかによって、変更されないか、あるいはマルチプレキサ４５の出力の１のコンプレメントとなる。同様に、第２マルチプレキサ５１の出力はＣＦ２１９でＸＯＲ計算５２されて値５３を提供し、Ｍ２５４に保存する。この値もＣＦ２が０であるか１であるかによって、変更されないか、あるいはマルチプレキサ５１の出力の１のコンプレメントとなる。図６Ａは、各暗号化あるいは解読に対して１度実行される必要がある初期化計算のフローチャートである。２つの置換カウンタ（permutation counter）であるＣＯＵＮＴＥＲ＃１，５６とＣＯＵＮＴＥＲ＃２，５７とにはマスクアレイ長レジスタ３３からの当初値がロードされる。この初期化は暗号化あるいは解読の開始時に１回のみ実行される必要がある。さらに、初期化計算の一部として、ＥＳＯ３０の値は、ＥＳＯレジスタ３１の出力とそれぞれコントロールライン９３と９４とによってＭＳＫ１２６とＭＳＫ２２７の両アドレスカウンタ（ステップ６９と７１）にロードされる。図６Ｂは、各データバイトが処理された後に実行されるシーケンスを示している。このシーケンスは以下の要素から成る。１）第１マスクアレイアドレスカウンタＭＳＫ１２６を５８で増分。２）第２マスクアレイアドレスカウンタＭＳＫ２２７を６８で増分。３）アイテム６０で１だけＣＯＵＮＴＥＲ＃１を減分。ＣＯＵＮＴＥＲ＃１３６が０にカウントダウンされるときは（アイテム６２）、以下が発生する。１）ＣＯＵＮＴＥＲ＃１の値はアイテム３３と６７とでＮに再ロード。２）ＭＳＫ２アレイ２７に対するアドレスレジスタはアイテム６８で１だけ増分。３）ＣＯＵＮＴＥＲ＃２はアイテム７０で１だけ減分。ＭＳＫ１アレイ２６とＭＳＫ２アレイ２７のアドレスレジスタ／カウンタはモジュロＮカウンタであるため、ＣＯＵＮＴＥＲ＃１３６がゼロ６２であるとき、ＭＳＫ２アドレスレジスタ／カウンタ２７に向かうカウントパルス６８の作用で、ＭＳＫ１アレイ３４とＭＳＫ２アレイ３５の値の全ての可能な置換がシーケンス処理される。従って、シーケンスの組合せ長ＱであるＮ²が得られる。ＣＯＵＮＴＥＲ＃２３７がゼロ７２に到達すると、以下が発生する。１）ＣＯＵＮＴＥＲ＃２の値はアイテム３３と７８とでＮに再ロード。２）ＰＷＳアドレスレジスタはアイテム８０で１だけ増分。ＰＷＣアドレスレジスタの１（モジュロＰ）の増分処理（incrementing）は、ＰＷＣアレイ２４の次のエントリのビットパターン（bit pattern）により導き出された（derived）ＤＳＦ１８、ＣＦ２１９、ＣＦ１２０、ＤＣＦ２１及びＰＳＳＷＶ２３に対する新値を提供する。これらの可変要素は、ＰＷＣエントリが異なるものであるかぎり、たとえクリアテキストが一定値に留められていても長さのマルチ型置換シーケンス（multiple permutation sequence of len gth）Ｑに暗号テキストの非反復型バリエーション（non-repetitive variation ）を提供する。従って、Ｄ＜３２Ｑ（Ｄの全エントリは一定値）であれば、３２の異なる文字のパスワードシーケンス（ＡＳＣＩＩ値モジュロ３２）が与えられている場合に、暗号化された出力を反復させないことは可能である。例えば、Ｎ＝３１，６２３の値は非反復式に１，０００，０００，０００バイト以上を暗号化するであろう。もし３２のファクターが採用されれば、これは３２０億にまで増加される。よってＱは、出力暗号シーケンスを反復させないで一定値の元のクリアテキストＤの長さよりも小さなものとなり得る。この暗号テキストの検査では使用されるマスクアレイのサイズの決定は困難である。なぜなら、同じ暗号化マスクアレイを使用するが、異なるパスワード制御値を使用した置換シーケンスＱを介してのマルチパス（multiple pas）は、大きなマスクアレイ長が１セットのみのパスワード制御可変要素（password control variable）で使用された場合と同一の結果を提供することができるからである。図６Ａに示すように、別なバリエーションではＮ（各マスクアレイの長さ）よりも小さなＣＯＵＮＴＥＲ＃１，５６とＣＯＵＮＴＥＲ＃２，５７を初期化するための値を使用する。この場合には、別々の可変レジスタがＣＯＵＮＴＥＲ＃１とＣＯＵＮＴＥＲ＃２をロードするのに使用される値で創出される。新可変要素は図４Ａと図４Ｂとに示すようにカウンタ２６と２７とにフィードされるであろう。その効果により、Ｑの組合せが発生する前にパスワードアレイカウンタが増分される。このことにより、盗取者が解読する必要が生じる別の可変要素が創出される。さらに別なバリエーションはＣＯＵＮＴＥＲ＃１とＣＯＵＮＴＥＲ＃２への異なる長さのエントリを利用する。この異なる長さは、他のカウンタ（図示せず）から、あるいは他の可変要素から導き出しが可能であり、あるいはＡＤＤ、ＸＯＲ及びＳＵＢをいかなる順序で、またはどのような組合せでも使用した計算から得られるであろう。図６Ａと図６Ｂとに図示されているように、別なバリエーションは各マスクアレイエントリの非連続的アクセス（non-sequential accessing）を使用するものである。これはＡＤＤ、ＸＯＲ、及びＳＵＢを使用した他のカウンタの使用で達成されよう。得られたアドレスがそのアレイのサイズ内に必ず納まるように注意が必要である。図７は好適なエンコーダの適用を示す機能ブロック図である。このマスクアレイは適正に構築され、このアレイに対するアドレスレジスタ／カウンタは前述のように適正に初期化されているものと想定する。さらに図７で示すように、マスクアレイＭＳＫ１３４とＭＳＫ２３５の要素は連続的（sequentially）に利用されて修正され、前述のようにＭ１４８とＭ２５４とを与える。４９を介したＭ１４８の要素は４つのロジック／数学計算ブロックであるＡＤＤ１１０、ＳＵＢ１１２、ＸＯＲ１１４及びＸＯＲ１１６に入力される。５５を介した要素Ｍ２５４は４つのロジック／数学計算ブロックであるＸＯＲ１１８、ＸＯＲ１２０、ＡＤＤ１２２及びＳＵＢ１２４に入力される。この好適実施例においては、データ要素は全て８ビットバイトである。残りの３つの計算（ＰＳＳＷＶ２３＝０１、１０、１１）にも同様な説明が適用されるが、以下の説明のためここでは、ＰＳＳＷＶ２３＝００とし、ＡＤＤを先に、ＸＯＲ（１１０から１１８パス(path)）計算を後に選択するものとする。クリアテキストが１０２４バイト入力バッファ１００にロードされれば、バッファアドレスカウンタ１２８は１４４を介して０にリセットされ、各バイトに対して連続的にアクセスされる。カウンタ／レジスタ１２８によって供給されたバッファアドレス１３０で、データバイト１０１がそのバッファから取り出される。このバイト１０１は１０２に保存され、１０３を介して１０ビットアドレスカウンタ／レジスタ１３２の低部８ビットでＸＯＲ処理１０４され、修正データバイト１０５，ＭＤＢ,を提供し、１０６で保存される。その値１０７はＤＣＦ２１（データコンプレメントフラッグ）でＸＯＲ処理１０８され、中間データバイト１０８，ＩＤＰ,が創出され、１０９を介して４つのロジック／数学計算１１０、１１２、１１４、及び１１６の各々に４９を介したＭ１バイト４８と共に提供される。ＡＤＤ１１０の結果１１１はＸＯＲ１１８に送られ、５５バイトを介してＭ２５４と組み合わされ、マルチプレキサ１２６への入力１１９が提供される。４９バイトを介したＭ２４８も他の３つのロジック／数学計算（それぞれ１２０、１２２、１２４を介して）の各々に送られ、ロジック／計算出力１２１、１２３、及び１２５が得られ、全てＭＵＸ１２６に送られる。ＡＤＤ１１０の計算は、キャリー（carry）もボロー（borrow）も介さずに実行される。このことはそれぞれ他のＡＤＤとＳＵＢ計算である１１２、１２３、及び１２４にもそれぞれ適用される。この好適実施例においては、ＭＵＸ１３６からのデータバイトは出力バッファ１３８に送られる。このバイトに対するそのアドレスは、２９を介したＢＰＭ２８と、１３０を介したバッファアドレスカウンタ／レジスタ１２８のＸＯＲ１４０から得られた計算されたアドレスである。この実行によって入力バッファ１００からの出力バッファ１３８へと序数シーケンス（ordinal number s equence）がスクランブルされる。多くの他の等価な機能が多様なバイトで実行できることは明かである。図示はしないが、別手法の実行では暗号データバイト１３６は出力バッファ１３８に送られる。そのアドレスはＸＯＲ１４０計算をスキップしてバッファアドレスカウンタ／レジスタ１３０から直接的に得られる。図示はしないが、別手法のバリエーションでは、ＢＰＭ２８の低部８ビットと、バッファアドレスカウンタ／レジスタ１２８の低部８ビットのＸＯＲの低部８ビッドが使用され、ＸＯＲ１０４を介してデータバイト１０２が修正される。これは出力バッファ１３８に直接送られるバッファアドレス１３０値の修正の有無に拘らず使用が可能である。図示はしないが、論理逆処理が解読段階で使用されるかぎり、このような手法に沿った他のバリエーションも採用が可能である。他の好適実施例においては、暗号化／解読されるデータバイトの他のバリエーションが、アドレスカウンタ、一定値で修正されたアドレスカウンタ、ある値のＸＯＲで修正されたアドレスカウンタ、ある一定値で修正され、あるＢＰＭ値でＸＯＲ処理されたアドレスカウンタのいずれを使用しても、あるいは、どのようなそれらの組合せを使用しても提供される。図示はしないが、別なバリエーションは、ＢＰＭ２８の低部８ビットと、バッファドレスカウンタ／レジスタの低部８ビットのＸＯＲの低部８ビットを使用してＸＯＲ１０４を介してデータバイト１０２を修正するものである。これは、出力バッファ１３８へのバッファアドレス１３０の値を修正しても無修正であっても使用が可能である。バッファアドレスを修正する他のバリエーションには、ＸＯＲとあるＢＰＭ値、ある一定値の加算／減算、あるいはこれら計算の自由な組み合せが含まれる。図９と図１０は修正されたデータバイト（ＭＤＢ１０６）を創出するための一般的バリエーションと、バッファアドレススクランブリング技術に関する一般的バリエーションとを示している。第８図に、第７図のエンコーダに対応するデコーディング機能／ブロック図を示す。この場合も、マスク配列が適切に構築され、この配列のためのアドレス・レジスタ／カウンタが前述のように適切に初期設定され、前に暗号化されたデータ・バイトが入力バッファ２００に入れているものとする。この好ましい実施例では、別々のバッファ・メモリ、カウンタ、および論理ブロックを使用するが、当業者なら多くの異なる構成要素または同じ構成要素を使用してこのようなデコーディング装置および方法を多くの異なる方法で実施することができるであろう。第８図を参照すると、前述のようにしてマスキング配列ＭＳＫ１３４およびＭＳＫ２３５の要素が順次に構築され、修正されてＭ１４８およびＭ２５４が得られる。Ｍ１４８は４９を介して４個の論理／算術演算ブロックＳＵＢ２１８、ＡＤＤ２２０、ＸＯＲ２２２、ＸＯＲ２２４に入力される入力である。要素Ｍ２５４は５５を介して４個の論理／算術演算ブロックＸＯＲ２１０、ＸＯＲ２１２、ＳＵＢ２１４、ＡＤＤ２１４に入力される入力である。この好ましい実施例では、要素はすべて８ビット・バイトであり、入力データ・バイトの４つの組合せがすべて行われ、マルチプレクサ２２６への入力となるものとする。好ましい実施例では、ＡＤＤ演算とＳＵＢ演算はすべて借りも桁上げもなしに行われる。説明のために、ＰＳＳＷＶ２３＝００であるものとし、ＸＯＲ演算を選択してからＳＵＢ演算を選択する（２１０から２１８までの経路）ものとするが、同様の説明は他の３つの演算（ＰＳＳＷＶ２３＝０１、１０、１１）にも適用される。バッファ・アドレス・カウンタ／レジスタ２２８は２４４を介して０に初期設定され、２９値を介したＢＰＭ２８とバッファ・アドレス・カウンタ２２８の出力２３０とのＸＯＲ２４０をとることによってスクランブル・バッファ・アドレス２３４が作成される。この結果、暗号化データ・バイト２０１(ＥＤＢ) が得られ、２０８に格納される。ＥＤＢは次に２０９を介して４個の論理／算術演算回路ＸＯＲ２１０、ＸＯＲ２１２、ＳＵＢ２１４、ＡＤＤ２１６のすべてに渡される。それと同時に、マスク・バイトＭ２５４も５５を介してこれらの同じ演算回路に渡される。マスク・バイトＭ１４８は４９を介して同様に４個の論理／算術演算回路ＳＵＢ２１８、ＡＤＤ２２０、ＸＯＲ２２２、ＸＯＲ２２４に渡される。ここで、ＰＳＳＷＶ２３＝００の場合だけを見ると、２０９を介したＥＤＢ２０８と５５を介したＭ２５４とのＸＯＲ２１０の結果２１１がＳＵＢ２１８に送られ、そこでこの結果から４９を介したＭ１４８が引かれてＭＵＸ２２６への入力バイト２１９が得られる。ＭＵＸ２２６はこれらの演算の結果をその出力２２７に送り、そのバイトと拡張ＤＣＦ信号とのＸＯＲ２０４がとられて修正データ・バイト２０５（ＭＤＢ）が得られ、２０６に格納される。すなわち、ＤＣＦとＭＵＸ２２７の出力の８ビットすべてとのＸＯＲが取られる。ＭＤＢバイト２０７の出力はバッファ・アドレス・カウンタ２３２からの下位８個のアドレス・ビットとの間でＸＯＲ２２８を取ることによってさらに修正される。このＸＯＲ演算の結果２３６は回復されたクリア・テキスト・バイトであり、２３０を介してカウンタ／レジスタ２２８によって直接アドレスされる出力バッファ２３８に入れられる。同じ演算が他のＸＯＲ（２１２および２２０）、ＳＵＢ（２１４および２２２）、およびＡＤＤ（２１６および２２４）演算にも適用される。これらの他の演算２２１、２２３、２２５のそれぞれの結果はすべてＭＵＸ２２６の他の入力２２１、２２３、２２５に供給され、それぞれ値０１、１０、１１を持つＰＳＳＷＶ２３によって選択される。第３Ａ図に関して前述したように、パスワード・コマンド配列２４には制御バイトとフラグが含まれる。この好ましい実施例では、ＤＣＦ２１、ＣＦ１２０、ＣＦ２１９はすべて８ビットに拡張される。当然ながら、他の実施態様では他の幅のフラグを使用することができ、そのビットは処理されるすべてのビットと並列して供給される。他の好ましい実施例では、演算は、１ビット・フラグが前述したのと同じタスクを行うが、そのようなフラグ・ビットによってたとえばＸＯＲのための他の周知のバイトが可能になるソフトウェアで行われる。メッセージがシリアル通信チャネルを介して伝送される好ましい実施例では、暗号メッセージ・テキストは、妥当なセキュリティを維持するために、メッセージの暗号化に使用されるＡＤＦおよびパスワードとは別に送らなければならない。データ・バイトを修正してコード化／デコードする他の態様としては、アドレス・カウンタ、定数値によって修正されたアドレス・カウンタ、値のＸＯＲによって修正されたアドレス・カウンタ、定数値によって修正されＢＰＭ値とのＸＯＲがとられたアドレス・カウンタ、またはこれらの手続きの任意の組合せを使用する態様がある。第９図に、他の様々な値ＭＤＢＭＯＤ１３００およびＭＤＢＭＯＤ２３０６を使用して修正データ・バイト（ＭＤＢ１０６）を作成し、修正データ・バイトの作成に使用されるビット・パターンを変化させる他の態様を示す。ＭＤＢＭＯＤ１はカウンタ・アドレス値１３０にシステマティック・オフセットを与える効果があり、ＭＤＢＭＯＤ２３０６はＭＤＢの作成に使用されるパターンを変化させる効果がある。ＭＤＢＭＯＤ１およびＭＤＢＭＯＤ２の値はＢＰＭ、ＥＳＯ、またはその他の変数または変数の組合せとすることができる。選定する値は、でコーディングのために逆の順序で再生することができるような値でなければならない。暗号解読は暗号化に使用された論理の逆を使用する。第１０図に、コード化のための一般的なアドレス・スクランブリング方式を示す。この場合、ＢＰＭＭＯＤ３１０およびＢＰＭ２８は、デコードのために逆の順序で再生可能である限りは任意の値とすることができる。バッファ・アドレス・カウンタ１２８の出力１３０を、ＢＰＭＭＯＤ値３１０を加える（３１２）ことによって修正する。ＢＰＭＭＯＤ値は、デコードのために逆の順序で計算することができる限り、定数、変数、または値の任意の組合せとすることができる。ＡＤＤ３１３の出力は、さらに２９を介したＢＰＭ値２８との間でＸＯＲ１４０をとって、スクランブルされたアドレスである１３４とし、出力バッファ１３８に送る。図示していないその他の態様では、ＡＤＤ３１２をＸＯＲに置き換え、ＸＯＲ１４０をＡＤＤに置き換える。アドレス・スクランブリング・シーケンスを導き出す際に、ＡＤＤ、ＳＵＢ、およびＸＯＲの他の組合せを任意の順序または組合せで使用することができる。第１１図に、位置アドレス・スクランブルの可能な態様を示す。コード化のために上図と下図のいずれの一方でも使用することができるが、デコードのためには他方の図が使用されることになる。入出力バッファ４００、４０４、４１０、および４１４のサイズは２の累乗であるものとし、アドレス値４０６、４０８、４１６、および４１８はバッファの合計アドレス空間をカバーするのに適当であるものとする。また、スクランブル論理によってアドレス・カウンタの出力の修正が得られ、修正された場合でもアドレス・カウンタの出力の可能なすべての値をカバーするものとする。第１１図を参照し、上図の態様について説明すると、アドレス・カウンタ４０５の順次出力４０６は入力バッファ４００とスクランブリング論理回路４０７の両方に送られる。スクランブリング論理回路の出力４０８は出力バッファ４０４に送られる。入力バッファ４００からの４０６によって線形にアドレスされるクリア・テキスト・データ・バイト４０１がコード化論理回路４０２に送られ、その値が修正される。コード化論理回路４０２の出力４０３は非線形シーケンスで出力バッファ４０４に入れられ、修正されたアドレス４０８によってアドレスされる。これによって、出力の通常の位置が入力の位置から変化する。これは、第７図と第８図の両方で使用されるアドレス指定方法である。第１１図を参照し、下図の態様について説明すると、アドレス・カウンタ４１５の出力４１６はスクランブル論理回路４１７に送られ、修正されたアドレス４１８が作成され、それによって入力バッファ４１０が非線形方式でサンプリングされる。入力バッファ４１０の出力４１１はコード化論理回路４１２に供給され、そこでその値が修正される。コード化論理回路の出力４１３は線形の順次方式で出力バッファ４１４に入れられる。これは、このバッファのアドレス４１６がアドレス・カウンタ４１５から直接送られるためである。上述の方法のいずれの一方もコード化に使用することができるが、デコードのためにはそれに対応する反対の方法が使用されることになる。第１２図に、位置アドレス・スクランブリングの他の態様を示す。この場合、入力と出力の両方のシーケンスが非線形になる。スクランブリング論理回路の両方のセット４２６および４２７が、シリアル・カウンタ４２５の出力と、他の変数、カウンタ、ＸＯＲ、ＡＤＤ、ＳＵＢに任意の順序または組合せで作用して、入力バッファ４２０と出力バッファ４２４に転送されるアドレス値を修正する。コード化に使用された修正の論理反転をデコードに使用しなければならない。アドレス・スクランブリングのために、全バッファを処理しなければならない。バッファの未使用部分はランダムに選択された文字によって処理される。マスク配列の１つがゼロで満たされた場合は、ただ１つの配列マスクを使用するのと同様である。第１３図ないし第１５図に、パスワード・コマンド配列２４に加える必要がある変更と、単一マスク配列コード化／符号化方式を実施するための第７図および第８図のコード化部分およびデコード部分を示す。第１３図に、データ・スワップ・フラグ（ＤＳＦ）１８およびコンプリメント・フラグ＃２、ＣＦ２、１９の項目をなくした縮小パスワード・コマンド配列２４を示す。これらをなくした結果、（ＭＤＢ演算を無視し、定数入力データ値を使用した）Ｑの最大非反復長は８Ｎになっている。この場合もＴビット２２を使用して、前述のようにＸＯＲ／ＡＤＤまたはＸＯＲ／ＳＵＢの組合せを選択する。この場合も第４Ａ図の最初（この場合は唯一になった）のマスク配列のアドレス指定とアクセスのための論理回路を使用するが、ユーザはＮ以下の値をカウンタ＃１（配列長カウンタ）３６に入力することができるようにする変更を実施して、その結果、パスワード・コマンド配列が各Ｎ回よりも頻繁に更新されるようにし、別のコード化変数の導入を可能にすることもできる。この変数は、マスキング値シーケンスに不連続性を生じさせる効果がある。第６Ａ図の前半はマスク配列アドレス・カウンタを初期設定するために維持されるが、ステップ６８から第６Ｂ図の終わりまではステップ８０のみに置き換えられる。第５図の左半分は項目４５から４９まで維持される。ＭＳＫ１３４の出力はＭＵＸ４４を介さずに直接４５に送られることになる。したがって、カウンタ＃１が減少してゼロになると、ユーザ指定値またはＮにリセットされ、パスワード・コマンド配列・アドレス２４が８０を介して増加させられる。第９図ないし第１２図に記載の修正および態様はすべて、第１４図および第１５図でも使用することができる。第１４図に、単一マスク配列エンコーダの機能ブロック図／実施態様略図を示す。マスク配列は適切に構築され、配列のすべてのアドレス・レジスタ／カウンタが適切に初期設定されているものとする。ＸＯＲ論理要素１１４および１１６が結合されて１１４のみとなっている。単一マスキング配列ＭＳＫ１３４を順次に構築し、修正して、前述のようにＭ１を得る。４９を介した要素４８が、ＡＤＤ１１０、ＳＵＢ１１２、およびＸＯＲ１１４の３つの論理／算術演算ブロックに入力される。この例では、すべてのデータ要素が８ビット幅であり、すべてのＡＤＤおよびＳＵＢが桁上げまたは借りなしで実施される。説明のために、ＰＳＳ＝０でＴビット＝０であるものとし、ＡＤＤ演算を行うものとする。同様のことがＳＵＢ演算（ＰＳＳ＝０、Ｔビット＝１）にも適用される。第７図で前述したように、カウンタ・アセンブリによって、入力バッファがアドレスされ、データ・バイトが除去され、修正されて、修正されたデータ・バイト（ＭＤＢ）が作成され、これがさらにフラグＤＣＦ２１によって修正されて、中間データ・バイト（ＩＤＢ）１０８が作成される。ＩＤＢは１０９を介して３つの論理／算術要素ＡＤＤ１１０、ＳＵＢ１１２、およびＸＯＲ１１４のすべてに送られ、そこで４９を介したＭ１４８と組み合わされる。ＡＤＤ１１の出力は新しいＭＵＸ５００（Ｔビット２２によって選択される）に送られ、その出力５０１が（ＭＵＸ１２６に代わる）別の２入力ＭＵＸ５０３に送られ、その出力５０４（暗号化データ・バイトＥＤＢとなっている）が出力バッファ１３８に送られる。１つの配列と１つの修正演算しか使用しないため、ＭＤＢ修正と（ＢＰＭおよびＸＯＲ１４０を介した）出力シーケンスのスクランブリングの意味が重要性を増す。ＰＳＳ＝１の場合、ＸＯＲ１１４の出力１１５がＭＵＸ５０３を介して５０４で出力バッファ１３８に送られる。図示していない別の実施態様では、ＭＵＸ５００をなくし、ＭＵＸ５０３を２入力ＭＵＸから３入力ＭＵＸに変更して、ＡＤＤ演算とＳＵＢ演算の両方とＸＯＲ演算を同時に行うことができるようにする。このようにした場合、パスワード・コマンド配列でＰＳＳを２ビットに拡張して３つの入力の選択を可能にする必要がある。拡張されたＰＳＳがとることができる４つの値を３つの入力の選択に対応づける際にも注意が必要になる。（１２６と類似した）４入力ＭＵＸを使用し、ＡＤＤ、ＳＵＢ、またはＸＯＲのうちの１つの演算を（ＭＵＸへの通常の接続に加えた）追加の入力に割り当てると容易になると考えられる。同様にして、第１５図に示すデコード方法の変更も実施する必要がある。第１５図に、第１４図のエンコーダに対応するデコーディング機能／ブロック図を示す。この場合も、マスク配列ＭＳＫ１３４は適切に構築され、この配列のためのアドレス・レジスタ／カウンタが前述のように適切に初期設定され、入力バッファ２００には前に暗号化されたデータ・バイトが入っているものとする。この実施例では、別々のバッファ・メモリ、カウンタ、および論理ブロックを使用するが、当業者なら異なる構成要素または同じ構成応訴を使用してこのようなデコーディング装置および方法を多くの異なる方法で実施することができるであろう。第１５図を参照すると、前述のように、マスキング配列ＭＳＫ１３４の要素が順次に構築され、修正されて、Ｍ１が得られる。４９を介した要素Ｍ１４８は、ＸＯＲ２１０、ＡＤＤ２１４、およびＳＵＢ２１６の３つの論理／算術演算ブロックへの入力である。この単一マスク配列の実施例では、要素はすべて８ビット・バイトであり、入力データの３つの組合せがすべて行われ、マルチプレクサ５１０および５０９に入力されるものとする。また、ＡＤＤ演算とＳＵＢ演算はすべて桁上げまたは借りなしで行われるものとする。説明のために、ＰＳＳ＝０でＴビット＝０であり、ＳＵＢ演算を選択するものとするが、同様の説明はＡＤＤ演算（Ｔビット＝１の場合）にも適用される。バッファ・アドレス・カウンタ／レジスタ２２８は２４４を介してゼロに初期設定され、２９を介したＢＰＭ２８とバッファ・アドレス・カウンタ２２８の出力２３０とのＸＯＲ２４０を取ることによってスクランブル・バッファ・アドレス２３４が作成される。この結果、暗号化データ・バイト（ＥＤＢ）２０１が得られ、２０８に格納される。ＥＤＢは次に、４９を介したマスク・バイトＭ１４８と共に、ＸＯＲ２１０、ＳＵＢ２１４、およびＡＤＤ２１６の３つの論理／算術演算回路のすべてに送られる。ここで、ＰＳＳ＝０でＴビット＝０の場合を見ると、ＳＵＢ２１４の結果２１５は新しい２入力ＭＵＸ５１０（Ｔビット＝０によって選択される）に送られ、その出力５１１が別の２入力ＭＵＸ５０９（ＰＳＳ＝０によって選択される）に送られ、その出力がＸＯＲ２０４に送られてＤＣＦ２１によって修正される。その結果２０５は修正データ・バイト（ＭＤＢ）であり、２０６に格納される。出力バッファ２３８のスクランブルされていないアドレス２３０によって、結果のクリア・テキスト・バイト２３６の格納場所が決まる。Ｔビット＝１でＰＳＳ＝０の場合、ＡＤＤ２１６の結果２１７はＴビット＝０の場合と同様に処理される。ＰＳＳ＝１の場合、４９を介したＭ１４８とＥＤＢ２０９とのＸＯＲ２１０の結果２１１がＭＵＸ５０９に送られ、次に５０５を介してＸＯＲ２０４に送られて前述のように処理される。第１６図は、幅の異なる２つの配列を使用したコード化要素（上図）と、幅は同じだが論理／算術演算の修正された実施態様を示すコード化要素（下図）の概略／ブロック図である。第１６図の上図を参照すると、この場合、Ｍ１は１６ビット幅であるが、Ｍ２は８ビット幅しかない。この２つのマスクの幅は任意のビット幅とすることができ、必ずしも８ビットの倍数ではない。これは、コード化（およびデコード）が２つのマスキング配列について同じビット幅を持つという制約を必要としないことを示すために過ぎない。中間データ・バイト５５０は１６ビット幅であり、入力バッファから１６ビットのデータを入手した結果であるか、または８ビット・データの２回のフェッチから１６ビットを形成した結果である。５５１を介したＩＤＢ５５０と４９を介したＭ１４８はそれぞれ１６ビット幅であり、この２つが１６ビット加算器５５４で加算される。このＡＤＤ演算の結果の上位４ット（５５７）と下位４ビット（５５５）は、それ以上修正を加えられずに（レジスタ内の上位および下位４ビットのそれぞれの場所を維持したまま）暗号化データ・バイト・レジスタ５６２に直接送られる。ＸＯＲ５６０は、ＡＤＤ５５４からの中央８ビット（５５６）と５５を介したＭ２入力５４とをとって修正された８ビット（５６１）を作成し、これによってＥＤＢレジスタ５６２の脱落中央８ビットが形成される。ＥＤＢレジスタ５６３の出力は１６ビット幅として示されているか、２つの８ビット・バイト（ＭＳＨ、ＬＳＨ）の形で容易にアクセスして出力バッファに入れることができる。この上図は、ＡＤＤとＸＯＲを使用する一例を示したに過ぎず、ＸＯＲ、ＡＤＤ、およびＳＵＢの他の組合せも容易に使用することができる。次に第１６図の下図を参照すると、２つのＩＤＢ演算の結果（この場合はＭ１はＭ２と同じ幅である）が１６ビット・シフト・レジスタ５７０に格納される。この図に示す２つの演算はＡＤＤ１１０であるが、図示していない他の実施態様では、他の論理／算術演算を含めることもできる。しかし、１６ビットのＩＤＢが修正されてシフト・レジスタ５７０に格納され、この図の上部に関して説明したのと同様にして１６ビットの一部のみがＸＯＲ５７４によって修正される。このＸＯＲ（５７４）は、５７６の下位半分のＩＤＢバイト（８ビット）の上位４ビットと、５７６の上位半分のＩＤＢバイトの下位４ビットを修正する効果がある。シフト・レジスタ５７６の出力５７７は、ＥＤＢ５７９に送られる時点で８ビット移動され、その出力５８０は前述のように通常の方式で出力バッファに入れられる。図示していない他の実施態様では、Ｍ２の８ビット値を１６幅ビット空間全体に（任意の順序またはグループ化で）展開し、したがって最初の演算結果の１６ビットすべてをカバーすることになる。この展開操作によって残されたビット空間は、任意の順序または組合せでカウンタ、変数、ＸＯＲ、ＡＤＤ、ＳＵＢのいずれかによって導き出された０、１、または０と１の組合せで埋めることができる。同様の展開操作をＭ１マスク値および第１段の演算と共に使用することもできる。（Ｍ１とＭ２の２つの代わりに）１つのマスク配列Ｍしか使用しない、より限定された場合にも所望であればこれを使用することができる。上述の説明は、８ビットまたは１６ビットの論理幅には限定されない。演算をより大きなビット空間にわたって展開するために任意のビット幅を使用することができる。ＸＯＲ、ＡＤＤ、およびＳＵＢでこれらの様々な論理／算術態様を実施する１つの方法は、パスワード・コマンド配列２４の幅を拡張して、これらのオプションを使用可能にしたり不能にしたりする制御変数をより多く入れることができるようにすることであろう。また、これらのオプションは、生成された制御シーケンスをデコードのために逆の論理順序で回復することができる限り、実施者の選択に応じて、修正されたカウンタ・シーケンスかまたは入力値の任意の組合せによって制御することができる。第１６図の下図の目的は、ＩＤＢデータ境界を超える論理／算術演算を示すことである。Ｍ２論理／算術演算がＡＤＤまたはＳＵＢの場合、その結果の全幅にわたって桁上げまたは借りを伝播させることができる。これによって結果が第１段の暗号化／暗号解読の結果による修正データ値のプロセスの順序に左右されやすくなることにより、傍受者にとってはコード化要素とデータの判別が複雑になる。また、入力または出力あるいはその両方のシーケンスのスクランブルが暗号化結果に大きな効果を及ぼすことができるため、傍受者による暗号解読をさらに複雑になる。第１６図には、ＸＯＲ５６０および５７４のビット幅がＡＤＤ５５４および５７０よりも小さく図示されているが、必ずしもそうである必要はない。これらは同じ幅とすることもでき、その場合も同様に暗号解読の困難さが増す。要約すると、第１６図の目的は、配列マスクを同じ幅にする必要がないことと、データ要素境界を超えて論理／算術演算を行うことができることを示すことになる。第１７図は、可変幅の算術／論理要素を使用した修正コード化部を示す概略／ブロック図である。この図には、Ｍ１値およびＩＤＢ値を使用して最初のデータ修正の結果を修正する可変幅要素が図示されているが、当業者は所望の場合はこの最初の演算も修正するように構成することができる。第１７図には注目すべき興味深い特徴が２つある。第１に、２番目の演算は前のＩＤＢ、Ｍ１論理／算術演算の複数の結果にわたって行われる。したがって、２番目の演算は複数の前にコード化されたデータ・バイトに作用することができる。入力または出力あるいはその両方のバッファ・アドレス・スクランブリングを使用した場合、データ・バイトとマスク配列バイト（この場合はＭ１）の両方のオカレンスのシーケンスがきわめて重要になる。さらに、正しいマスク配列バイトによる正しく暗号化されたデータ出力の処理によって、正しい結果が得られない可能性が高くなる。暗号解読されたものがどれだけクリア・テキストに近くなるかは、選定した論理／算術演算とデータ自体とによって決まる。第２に、第１７図には興味深い修正、すなわちシフト・レジスタ５８１に累積した修正ＩＤＢの下位５ビット（５８３）を直接または他の値（変数、カウンタなど）と組み合わせて、シフト・レジスタ５９２に累積したＭ２値の演算の幅の変化を制御することができる。これによって傍受者にとって暗号解読の複雑さのレベルがさらに増すため、これは重要である。正しいデータを推測しなければならないだけでなく、正しいマスク配列値をと正しい論理／算術演算と、演算の正しい幅も推測しなければならない。この幅は静的である必要はないため、以下の要因の結果として変化する可能性がある。１）データ自体２）論理カウンタ３）パスワード・コマンド配列２４内の文字４）算出された変数５）上記の任意の組合せ下位５ビット５８３は通常、シフト・レジスタ５９０に送られる下位５ビット５８８と同じになり、そのシフト・レジスタ５９０には２番目の演算の結果５８９と５ビット５８８が、出力バッファに入れるために５９１を介してＥＤＢレジスタ５７９にシフトされる前に格納される。これらのビットを修正なしで入れる理由は、この５ビットの修正の際に情報が失われないように注意して、正しいデコードを行うことができるようにしなければならないためである。注意を払い、あらかじめ考慮すれば、この５ビットも修正することができ、結果の暗号テキストをコード化に使用したのと逆の論理で暗号解読することができる。５ビットを変更しないままにする選択はこの例では任意であり、この方式や他の方式と共に他のビット幅を使用することもできる。（この例の）下位５ビットを修正する方を選択した場合は、これらの５ビットを修正するために生成された制御シーケンスをデコードのために逆の論理順序で回復することができる限り、任意の順序および組合せのカウンタ、変数、ＸＯＲ、ＡＤＤ、ＳＵＢの組合せを使用することができる。基本的な論理／算術演算ＸＯＲ、ＡＤＤ、ＳＵＢの実施の複雑さは、ユーザの選択に任されるに過ぎない。一般に、演算速度と複雑さとの兼ね合いがあるが、これも実施をどのように実現するかによって決まる。第１６図および第１７図に示す変更および修正はすべて、論理の流れの中で任意の順序および位置で、単一配列方式（第１４図および第１５図）にも第７図および第８図に示す２配列方式に適用することができるが、論理のこれらの変更は、セキュリティの真の基礎となるマスキング配列内の項目のランダムさを増すのには影響がない。図示していない他の好ましい実施例では、前述のように、入力バッファ（８ビット・バイト）選択のスクランブリングと出力バッファ（８ビット・バイト）配置のスクランブリングと共に、８ビットのデータおよびマスク・バイトと３２ビットの論理／算術演算を使用する。この実施態様では、マスク配列と（スクランブルされた）入力バッファを両方とも４回サンプリングしてから、結果の３２ビットに論理／算術演算を適用し、処理が完了したらそれをそれぞれが異なるアドレスを持つ４つの別々の８ビット・バイトとして出力バッファに入れる。これは、（マスク配列の長さが同等であると仮定して）マスク配列の組合せを多少増やすことができ、データ・バイトの処理が順序の影響を若干受けるようになる点で、直接３２ビット実施態様とは多少異なる。ビット論理実施態様のこれらの多様性はすべて、選択鍵のランダムさの増大には影響を及ぼさない。したがって、使用する論理の畳込みに関係なく、すべてのワンタイム鍵が等しく安全である。以下に、本発明によるワンタイムパッドの実施例を示す。関数Ｅ（Ｕ，Ｖ，Ｐ）は、ファイルＶとパスワードＰを使用するＵの暗号化を示すものとする。関数Ｄ（Ｕ，Ｖ，Ｐ）は、ファイルＶとパスワードＰを使用するＵの暗号解読を示すものとする。Ｃ（Ｍ，Ｕ）は、ファイルＵの先頭へのメッセージＭの上書きを示すものとする。Ｘ（Ｕ）は、ファイルＵからのメッセージの回復（抽出）を示すものとする。Ｔ（Ｕ）はファイルＵの送信を示すものとする。Ｒ（Ｕ）はファイルＵの受信を示すものとする。（注：Ｕを使用することによって、マスキング配列の要素がファイルＵのサンプリングによって作成されることを意味する。）ワンタイムパッド方式の一態様は以下のように実施される。パーティＡとＢは、最初のメッセージをデコードするためにファイルＨを使用することに前もって合意しているものとする。これは、特定のファイルとするか、またはプログラムまたはサンプリング方式を使用して一連の数字／バイトを生成する方法とすることができる。また、パーティＡとＢはメッセージを送信するときに異なるパスワードＰ１とＰ２を使用するものとする。上記の例では、前のメッセージを使用して現在のメッセージのコード化とデコードを行うが、使用するパスワードは別々である。上記のように、メッセージを送信するたびに異なる１組のマスク配列を使用してメッセージのコード化／デコードを行う。これは、各メッセージに異なる乱数「パッド」を使用するのと同じであるが、上記にはいくつかの弱点がある。すなわち、Ａ）コード化バイトが常に（なんらかの方式で）メッセージと共にまたはメッセージの前に送信される。Ｂ）メッセージとコード化バイトの大配列の両方に同じコード化方式を使用する。これらの制限は、メッセージに異なるサンプリング／コード化方式を使用し、乱数の大配列を変化させることによってなくすことができる。したがって、使用する鍵配列はメッセージと同じようには変形されず、新しい数の集まりを真に表すことになる。もう１つの制限は、コード化鍵をメッセージと共に送信することである。他の２つの例を以下に示す。第１の例では、疑似乱数または任意の数値シーケンスを生成する方法と使用するパスワード（Ｐ１、Ｐ２、およびＰ３）について、パーティＡとＢが前もって伝えているものとする。この例は、以下のように、メッセージと暗号化鍵配列に異なる変形（パスワード）を使用する。上記の例では、初期鍵はＡとＢの両方のパーティによってローカルで生成され、両パーティ間で送信していない。その後、両パーティはそれぞれローカルで鍵のバージョン（ｙ２、ｙ３、ｙ４など）を更新し、両方とも新しい暗号鍵の作成に同じ内部変形を使用しているため鍵情報が送信されることはない。第２の例では、疑似乱数または任意の数値シーケンスを生成する方法または両パーティが読み取るディジタル源と使用するパスワード（Ｐ１およびＰ２）を、パーティＡとＢが前もって伝えているものとする。上記の例では、コード化／デコード・バイトＹは偽メッセージＺでコード化され、実際のメッセージと共には送信されていない。また、両パーティは実際のメッセージに異なるパスワードを使用している。使用する方式および方策は送信者と受信者の想像力によってのみ制限され、サンプリング方式の情報源としてその中から選択するディジタル情報が膨大にあると考えれば、考慮と立案により本発明によって真のワンパッド・コード化メッセージを容易に作成することができる。本発明のセキュリティは、（役に立つと考えられるが）使用する論理／算術演算にあるのではなく、使用する鍵とパスワードがわからないことにある。以上の例の他の態様および使用も可能である。以上で、当業者なら上記の開示の文面および精神と矛盾なく、本発明の範囲内で他の実施例、改良、詳細、および使用を行うことができるであろう。本発明は請求の範囲によってのみ限定され、均等の原則を含む特許法に従って解釈される。

Claims

【特許請求の範囲】１．暗号化及び解読装置であって、Ｄ要素のアレイを定義するエンコード対象の情報をリトリーブする手段と、Ｍ１要素の第１マスクアレイと、Ｍ２要素の第２マスクアレイと、暗号化を指示して制御するための情報を提供するようにアレンジされたＰ要素のパスワードアレイと、そのパスワード情報に基づいてＤ要素のアレイをエンコードするエンコーダと、を含んでおり、そのエンコードする手段は、Ｄ要素とＭ１要素との第１計算を実行してＲ要素の中間アレイを提供する手段を含んでおり、前記エンコーダはＭ２要素を使用してＲ要素の第２計算を実行してエンコードメッセージを提供するものであり、本装置はさらに、該エンコードメッセージにアクセスする手段と、前記パスワード情報に基づいてそのエンコードメッセージからオリジナルメッセージを再生するデコーダと、を含んでおり、該デコーダは前記エンコーダの論理逆計算を実行してそのオリジナルメッセージを再生させるものである、ことを特徴とする暗号化及び解読装置。２．前記第１計算は「排他的順序処理(exclusive oring)」であり、前記第２計算は「加算処理」であり、「加算処理」に対応する論理逆計算は「減算処理」であり、「排他的順序処理」に対応する論理的逆計算は「排他的順序処理」であることを特徴とする請求項１記載の暗号化装置。３．前記第１計算は「加算処理」であり、前記第２計算は「排他的順序処理」であり、「加算処理」に対応する論理逆計算は「減算処理」であり、「排他的順序処理」に対応する論理逆計算は「排他的順序処理」であることを特徴とする請求項１記載の暗号化装置。４．前記第１計算は「排他的順序処理」であり、前記第２計算は「減算処理」であり、「減算処理」に対応する論理逆計算は「加算処理」であり、「排他的順序処理」に対応する論理逆計算は「排他的順序処理」であることを特徴とする請求項１記載の暗号化装置。５．前記第１計算は「減算処理」であり、前記第２計算は「排他的順序処理」であり、「減算処理」に対応する論理逆計算は「加算処理」であり、「排他的順序処理」に対応する論理逆計算は「排他的順序処理」であることを特徴とする請求項１記載の暗号化装置。６．前記第１計算は「加算処理」であり、前記第２計算は「減算処理」であり、「加算処理」に対応する論理逆計算は「減算処理」であり、「減算処理」に対応する論理逆計算は「加算処理」であることを特徴とする請求項１記載の暗号化装置。７．前記第１計算は「減算処理」であり、前記第２計算は「加算処理」であり、「減算処理」に対応する論理逆計算は「加算処理」であり、「加算処理」に対応する論理逆計算は「減算処理」であることを特徴とする請求項１記載の暗号化装置。８．前記第１及び第２計算は「加算処理」であり、その対応する理論理逆計算は「減算処理」であることを特徴とする請求項１記載の暗号化装置。９．前記第１及び第２計算は「減算処理」であり、その対応する理論理逆計算は「加算処理」であることを特徴とする請求項１記載の暗号化装置。１０．前記第１及び第２計算は「排他的順序処理」であり、その対応する理論理逆計算は「排他的順序処理」であることを特徴とする請求項１記載の暗号化装置。１１．１つあるいは複数のカウンタで成り、エンコード処理とデコード処理の最中にマスクアレイ組合せ数をカウントするアレイ組合せカウンタをさらに含むことを特徴とする請求項１記載の暗号化装置。１２．前記マスクアレイの組合せ長よりも小さな値が使用されてエンコード計算とデコード計算とを制御することを特徴とする請求項１１記載の暗号化装置。１３．前記エンコードメッセージの発信以前に、エンコード情報の序数シーケンスを修正し、受信したエンコードメッセージに対して論理逆計算を実行するようにアレンジされて構成されたカウンタをさらに含むことを特徴とする請求項１記載の暗号化装置。１４．前記カウンタを修正するようにアレンジされた一連の値をさらに含んでおり、その修正には、前記エンコード情報の発信以前にその序数シーケンスを修正し、受信したエンコードメッセージに対して論理逆計算を実行するための「加算処理」、「減算処理」あるいは「排他的順序処理」のうち少なくとも１つの処理が含まれることを特徴とする請求項１３記載の暗号化装置。１５．前記の定義に従ったエンコード処理以前に、情報の値を修正し、受信したエンコードメッセージに対して論理逆計算を実行するようにアレンジされて構成されたカウンタをさらに含んでおり、前記修正は、得られたエンコードメッセージをエンコードバイトの可能値範囲にわたってさらに拡散あるいは均等化するものであることを特徴とする請求項１記載の暗号化装置。１６．前記カウンタを修正し、受信したエンコードメッセージに対して論理逆計算を実行するようにアレンジされた一連の値をさらに含んでおり、そのカウンタはセクエンシャルカウンタを含んだものであり、その修正には、前記値の「加算処理」、「減算処理」あるいは「排他的順序処理」のうちの少なくとも１つが含まれ、エンコード処理以前に情報を処理し、その修正はエンコードバイトの可能値範囲にわたってさらに拡散あるいは均等化するものであることを特徴とする請求項１５記載の暗号化装置。１７．情報のエンコード処理以前に、その情報の序数シーケンスを修正し、受信したエンコードメッセージに対して論理逆計算を実行するようにアレンジされて構成されたカウンタをさらに含むことを特徴とする請求項１記載の暗号化装置。１８．前記カウンタを修正し、受信したエンコードメッセージに対して論理逆計算を実行するようにアレンジされた一連の値をさらに含んでおり、その修正には、前記エンコード情報の発信以前にエンコード情報の序数シーケンスを修正するための「加算処理」、「減算処理」あるいは「排他的順序処理」のうちの少なくとも１つが含まれていることを特徴とする請求項１７記載の暗号化装置。１９．エンコード処理以前に入力バッファをサンプルするためのスクランブル入力アドレスを創出するために「加算処理」、「減算処理」あるいは「排他的順序処理」を使用するようにアレンジされて構成された第１カウンタと、出力バッファにエンコード情報を配置させるためのスクランブルアドレスを創出させるために「加算処理」、「減算処理」あるいは「排他的順序処理」を使用するようにアレンジされて構成された第２カウンタとをさらに含んでおり、受信したエンコードメッセージに対して論理逆計算を実行することを特徴とする請求項１記載の暗号化装置。２０．前記マスクアレイＭ１とＭ２とは、リトリーブされたデジタル信号が反復的にリトリーブ処理されるようなあらゆるデジタル源から選択されていることを特徴とする請求項１記載の暗号化装置。２１．前記パスワードはビットから成るアレイであり、計算のエンコード処理及びデコード処理順序を決定するビットと、前記マスクアレイＭ１とＭ２の各々の要素の使用順序を決定するビットと、そのマスクビットをコンプレメントするビットと、前記マスクの開始オフセットを決定するビットと、パリティを決定するビットと、を含んだビットのアレイであることを特徴とする請求項１記載の装置。２２．前記２つのマスクアレイは独立的にアクセスされ、シリーズカウンタ（se rial counter）、可変要素、順序及び組合せ自由である「排他的順序処理」、「加算処理」及び「減算処理」の組合せによって非線形式（nonlinear）に決定されることを特徴とする請求項１記載の装置。２３．少なくとも第１及び第２カウンタをさらに含んでおり、第１カウンタの出力は第１マスクアレイの要素を選択し、第２カウンタの出力は第２マスクアレイの要素を選択することを特徴とする請求項１記載の装置。２４．少なくとも第１及び第２アドレスレジスタをさらに含んでおり、各レジスタの出力は第１マスクアレイの要素を選択するアドレスを提供し、第２アドレスレジスタは第２マスクアレイの要素を選択するアドレスを提供するものであり、さらに、前記両レジスタをロードして増分する手段、を含んでおり、各レジスタの出力は非線形シーケンスを提供することを特徴とする請求項１記載の装置。２５．異なる時間に前記アドレスレジスタの内容を修正するために使用される順序自由な一連の定数の他の複数のカウンタを含んでおり、そのアドレスレジスタの出力は非線形シーケンスを提供することを特徴とする請求項２４記載の装置。２６．１つあるいは複数の追加マスクアレイをさらに含んでおり、各追加アレイの内容はエンコード処理手段によって使用され、その計算の結果を先行のマスクアレイで修正することを特徴とする請求項１記載の装置。２７．各前記マスクアレイは両方共１つのアレイの要素として存在することを特徴とする請求項１記載の装置。２８．メッセージの暗号化及び解読方法であって、エンコードするＤ要素のアレイをリトリーブするステップと、Ｍ要素のマスクアレイを定義するステップと、暗号化情報を提供するようにアレンジされたＰ要素のパスワードを創出するステップと、Ｄ要素のアレイを前記パスワード情報に基づいてエンコードするステップと、を含んでおり、そのエンコード処理にはＤ要素とＭ要素との計算が含まれており、エンコードメッセージを提供し、そのエンコードメッセージにアクセスするステップと、前記パスワード情報に基づき、アクセスされたエンコードメッセージをデコード処理してオリジナルメッセージを再生させるステップと、をさらに含んでおり、そのデコード処理は前記エンコード処理の論理逆計算の実行である、ことを特徴とする暗号化及び解読方法。２９．前記計算は「減算処理」であり、「減算処理」に対応する論理逆計算は「加算処理」であることを特徴とする請求項２８記載の暗号化方法。３０．前記計算は「加算処理」であり、「加算処理」に対応する論理逆計算は「減算処理」であることを特徴とする請求項２８記載の暗号化方法。３１．前記計算は「排他的順序処理」であり、「排他的順序処理」に対応する論理逆計算は「排他的順序処理」であることを特徴とする請求項２８記載の暗号化方法。３２．エンコーダに計算の組合せを連続的に実行するように指示し、デコーダにオリジナルメッセージを再生するための対応する論理逆計算を実行するように指示するステップをさらに含んでおり、その計算の組合せを前記パスワードの内容から導き出すことを特徴とする請求項２８記載の暗号化方法。３３．エンコードメッセージの発信以前にエンコード情報の序数シーケンスを修正し、受信したエンコードメッセージに対してその修正の論理逆処理を施すことを特徴とする請求項２８記載の暗号化方法。３４．前記修正ステップは定数あるいは他の可変要素の「加算処理」、「減算処理」あるいは「排他的順序処理」のうちの少なくとも１つを含んでおり、そのエンコードメッセージの発信以前にエンコード情報の序数シーケンスを修正することを特徴とする請求項３３記載の暗号化方法。３５．エンコード処理以前に情報の値を修正するステップをさらに含んでおり、その修正は、得られたエンコードメッセージをエンコードバイトの可能値範囲にわたってさらに拡散あるいは均等化することを特徴とする請求項２８記載の暗号化方法。３６．前記修正ステップはエンコード処理以前に情報の値を修正するための定数あるいは他の可変要素の「加算処理」、「減算処理」あるいは「排他的順序処理」のうちの少なくとも１つを含んでおり、その修正は、得られたエンコードメッセージをエンコードバイトの可能値範囲にわたってさらに拡散あるいは均等化することを特徴とする請求項３５記載の暗号化方法。３７．エンコード処理以前に、定数あるいは他の可変要素の「加算処理」、「減算処理」あるいは「排他的順序処理」のうちの少なくとも１つによってその序数シーケンスを修正するステップをさらに含むことを特徴とする請求項２８記載の暗号化方法。３８．前記修正ステップはエンコード処理以前に、その序数シーケンスを修正するための定数あるいは他の可変要素の「加算処理」、「減算処理」あるいは「排他的順序処理」のうちの少なくとも１つを含んでおり、その修正は、得られたエンコードメッセージをエンコードバイトの可能値範囲にわたってさらに拡散あるいは均等化することを特徴とする請求項３７記載の暗号化方法。３９．第１非線形式に前記マスクアレイのＭ要素にアクセスするステップをさらに含むことを特徴とする請求項２８記載の方法。４０．前記非線形式とは、シリーズカウンタと、「加算処理」、「減算処理」及び「排他的順序処理」で組合わされた可変要素の使用を含むあらゆる順序の組合せによる計算によって決定されることを特徴とする請求項３９記載の方法。４１．マスクアレイを前記レトリーブされたデジタル信号が反復的にレトリーブ処理されるようなあらゆるデジタル源から選択するステップを含むことを特徴とする請求項２８記載の方法。４２．エンコード処理とデコード処理の最中に使用されたマスクアレイの組合せ、あるいは要素の数をカウントするステップをさらに含むことを特徴とする請求項２８記載の方法。４３．Ｍ要素を１回以上、アレイＭの１箇所以上でサンプリングするステップと、エンコード処理あるいはデコード処理の最中に使用されたマスクのＭ要素をカウントするステップと、をさらに含むことを特徴とする請求項２８記載の方法。４４．暗号化方法であって、メッセージを表す二進ファイルをプリント可能な文字に変換するステップと、その二進ファイルにＮビット単位でビット連続式にアクセスするステップと、このＮビットを一連の数字に変換し、これら数字をプリント可能な文字に変換するステップと、これらプリント可能な文字を伝達するステップと、これらステップの逆計算を逆順序で実行してメッセージを再生させるステップと、を含むことを特徴とする暗号化方法。４５．エンコード処理とデコード処理の最中に使用されたマスクアレイのＭ要素をカウントするステップをさらに含むことを特徴とする請求項２８記載の方法。４６．エンコード処理とデコード処理のための可変幅ロジック／数学計算要素の使用をさらに含むことを特徴とする請求項１の装置。４７．エンコード処理とデコード処理に供されるデータよりも広いビット幅を有しており、その広い幅によって他のバイトでの計算結果を修正するための１バイトからの計算が可能であることを特徴とする請求項４６記載の装置。４８．エンコード処理とデコード処理のための可変幅ロジック／数学計算要素の使用をさらに含むことを特徴とする請求項２８記載の方法。４９．エンコード処理とデコード処理に供されるデータよりも広いビット幅を有しており、その広い幅によって他のバイトでの計算結果を修正するための１バイトからの計算が可能であることを特徴とする請求項４８記載の方法。５０．異なるビット幅の２つ以上のマスクアレイＭ１、Ｍ２等の使用を含むことを特徴とする請求項１記載の装置。５１．エンコード処理とデコード処理とに供されるデータよりも広いビット幅を有した固定幅ロジック／数学計算要素の使用をさらに含んでおり、その広い幅によって他のバイトでの計算結果を修正するための１バイトからの計算が可能であることを特徴とする請求項１記載の装置。５２．前記固定幅はマスクアレイ幅よりも広く、マスクアレイエントリはさらに広いビット距離にわたって広がることができることを特徴とする請求項５１記載の装置。５３．エンコード処理とデコード処理とに供されるデータよりも広いビット幅を有した固定幅ロジック／数学計算要素の使用をさらに含んでおり、その広い幅によって他のバイトでの計算結果を修正するための１バイトからの計算が可能であることを特徴とする請求項２８記載の方法。５４．前記固定幅はマスクアレイ幅よりも広く、マスクアレイエントリはさらに広いビット距離にわたって広がることができることを特徴とする請求項５３記載の方法。