JPH1117673A - 共通鍵暗号通信方法及びその通信ネットワーク - Google Patents

共通鍵暗号通信方法及びその通信ネットワーク

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JPH1117673A
JPH1117673A JP9168706A JP16870697A JPH1117673A JP H1117673 A JPH1117673 A JP H1117673A JP 9168706 A JP9168706 A JP 9168706A JP 16870697 A JP16870697 A JP 16870697A JP H1117673 A JPH1117673 A JP H1117673A
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Takahisa Yamamoto
貴久 山本
Keiichi Iwamura
恵市 岩村
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Abstract

(57)【要約】 【課題】 暗号学的に安全な擬似乱数を暗号鍵としなが
ら、十分に守秘性を保ち、鍵の更新のための通信量の増
加を無くした共通鍵暗号通信方法及びそのネットワーク
を提供する。 【解決手段】 予め加入者間で固有かつ秘密の共通鍵４
を共有し、該共通鍵に基づいて暗号学的に安全な擬似乱
数生成器１で擬似乱数を生成し、複数の前記擬似乱数に
基づいて演算器１２で鍵列１８を作成し、演算器１２で
は前記擬似乱数が生成される毎に、前記鍵列を更新す
る。また、前記擬似乱数は前記共通鍵を内部変数の初期
値として生成され、暗号通信の終了時における内部変数
を次回の共通鍵として記憶する。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、通信分野における
データの秘匿を実現する共通鍵暗号通信方法及びその通
信ネットワークに関するものであり、暗号化のための鍵
を、通信相手が同じであっても暗号通信毎に変更する方
式に関するものである。特に、アルゴリズム公開型の共
通鍵ブロック暗号に対して、安全性を向上させるために
ブロック暗号の暗号鍵を随時更新するような暗号方式、
及びその鍵の更新の手段に関するものである。
【０００２】
【従来の技術】ＤＥＳ(Data Encryption Standard)暗号
やＦＥＡＬ(Fast data EnciphermentALgorithm)暗号に
代表されるアルゴリズム公開型の共通鍵ブロック暗号
は、同じ鍵による暗号文や平文の組がある数以上出力さ
れると、その鍵が解析できるという欠点を持つ。
【０００３】この欠点を防ぐために、暗号学的に安全な
疑似乱数によりブロック暗号の鍵を随時更新する暗号方
式として、後述する図８に示すように、解析に必要な数
の暗号文と平文との組を出力する前に、暗号学的に安全
な疑似乱数により鍵を随時更新して鍵の解析を困難にす
ることにより、アルゴリズム公開型の共通鍵ブロック暗
号に対してその安全性を向上させる暗号方式が考えられ
ている（山本，岩村，松本，今井：“２乗型疑似乱数生
成器とブロック暗号を用いた実用的暗号方式”、信学技
報 ISEC93-29,1993-08：以下、文献１と呼ぶ）。但し、
暗号学的に安全な疑似乱数とは、多項式サイズの論理回
路では真の乱数と区別不可能な疑似乱数のことをいう。
【０００４】すなわち、暗号学的に安全な疑似乱数系列
は、出力された系列から以降の系列を予測することが極
めて困難である系列となり、A.C.Yao,"Theory and Appl
ications of Trapdoor Functions."Proceedings of the
23rh IEEE Symposium on Foundations of Computer Sc
ience,IEEE,pp.80-91,1982.（以下、文献２と呼ぶ）、
或いは、M.Blum and S.Micali,"How to Generate Crypt
ographically StrongSequences of Pseude-Random Bit
s."Proc.22nd FOCS,IEEE,pp.112-118,1982.（以下、文
献３と呼ぶ）等で詳しく議論されている。
【０００５】暗号学的に安全な疑似乱数を生成するため
のアルゴリズムとしては、文献「暗号と情報セキュリテ
ィ」（辻井，笠原著，1990年発行，株式会社昭晃堂、以
下文献４と呼ぶ）の８６頁に記載されているような、２
乗型乱数や、ＲＳＡ暗号、離散対数、逆数暗号を用いた
ものが知られている。図８に示す暗号方式は、疑似乱数
生成器１と演算器２とブロック暗号器３とからなる。疑
似乱数生成器１は、暗号学的に安全な疑似乱数生成のア
ルゴリズムに従って、疑似乱数を生成する。ブロック暗
号器３のアルゴリズムとしては、ＤＥＳ暗号やＦＥＡＬ
暗号等のブロック暗号を用いる。ブロック暗号の鍵を随
時更新するために必要となる鍵列は、疑似乱数生成器１
から出力された暗号学的に安全な疑似乱数系列を演算器
２により、ブロック暗号の鍵のビット長毎に区切って得
られる。このようにして得られた鍵系列ｋ1，ｋ2，…を
順にブロック暗号の鍵として用いることにより、ブロッ
ク暗号の鍵を更新する。ブロック暗号器３では、平文ブ
ロック列５（通信文：Ｍ11〜Ｍ1s，Ｍ21〜Ｍ2s，…，Ｍ
t1〜Ｍts）の暗号文ブロック列６（ｋ1(Ｍ11)〜ｋ1(Ｍ
1s)，ｋ2(Ｍ21)〜ｋ2(Ｍ2s)，…，ｋt(Ｍt1)〜ｋ
t(Ｍts)）への暗号化及び暗号文の復号を行う。
【０００６】２乗型乱数や、ＲＳＡ暗号、離散対数、逆
数暗号を用いたアルゴリズムにより、暗号学的に安全な
疑似乱数を生成する疑似乱数生成器１は、図９のように
構成される。その動作は以下のようになる。 （１）初期値４を（ｘ0 ＝ＫAB）として疑似乱数生成器
１に入力する。 （２）第１演算部１０１で、フィードバック演算ｘi+1
＝ｆ（ｘi）（ｉ＝０，１，…）により、ｘ1，ｘ2，…
を生成する。 （３）第２演算部１０２で、生成されたｘ1，ｘ2，…か
ら演算ｂi+1＝ｇ（ｘi+1）（ｉ＝０，１，…）を行い、
得られたｂ1，ｂ2，…，ｂmを疑似乱数７（ＣＲA B）と
して出力する。
【０００７】この手順において、フィードバック演算に
より次々更新されるｘi+1を疑似乱数生成器１の内部変
数と呼ぶことにする。また、１回に得られる疑似乱数ｂ
iの生成に必要な手順を１ステップということにする。
更に、演算器２では、疑似乱数発生器１により得られた
出力ＣＲABをブロック暗号の鍵列ｋ1，ｋ2，…ｋtに変
換する。ブロック暗号の鍵ｋu（ｕ＝１，２，…，ｔ）
のそれぞれは、用いるブロック暗号のアルゴリズムで定
められた長さのビット列であり、演算器２が例えば暗号
学的に安全な疑似乱数系列ＣＲABをそのビット長毎に区
切ることによって生成される。
【０００８】図８において、Ｍuv（ｕ＝１，２，…，
ｔ：ｖ＝１，２，…，ｓ）は平文ブロック列５を示し、
ｋu（ｕ＝１，２，…，ｔ）はブロック暗号の鍵系列８
を示し、ｋu（Ｍuv）（ｕ＝１，２，…，ｔ；ｖ＝１，
２，…，ｓ）は平文Ｍuvを暗号鍵Ｋuで暗号化して得ら
れる暗号文ブロック列６を示している。ここで、Ｍu1か
らＭusまでのｓ個のブロックは同じ鍵ｋuで暗号化され
ている。前述の疑似乱数順にブロック暗号の鍵として用
いることにより、図８の平文ブロック列５は複数の暗号
鍵によって暗号化される。
【０００９】この暗号方式により、同じ鍵で暗号化され
る平文ブロックの数がｓ個になり、鍵の解析に必要な平
文ブロックと暗号文ブロックとの組の数がｓより大きい
場合には、鍵の解析を困難にすることができる。すなわ
ち、ブロック暗号の鍵の更新の周期が短ければ短いほ
ど、同じ鍵で暗号化される平文の数が小さくなり安全性
は向上する。
【００１０】しかし、文献１の従来例では、前述の疑似
乱数７（ＣＲAB）をブロック暗号の鍵のビット長ずつに
区切り、順にブロック暗号の鍵として用いていたため、
疑似乱数生成器１からブロック暗号の鍵のビット長分の
疑似乱数が出力される毎に、１回の鍵の更新しかできな
いという欠点があった。以下これを定量的に評価する。
ブロック暗号の鍵の更新の周期は以下のようにして算出
できる。ｗr(bps)の速度で生成される暗号学的に安全な
疑似乱数を、図１０に示すように、１度に暗号化するブ
ロックのビット長がｍb（ビット）、暗号鍵のビット長
がｍk（ビット）、その暗号化処理速度がｗe(bps)であ
るようなブロック暗号の鍵を用いる場合に、１秒間に生
成されるブロック暗号の鍵の数ｗ kを求めると、 ｗk＝ｗr／ｍk となる。１秒間に暗号化できるブロックの数ｗbは、 ｗb＝ｗe／ｍb であるから、１個の暗号鍵で暗号化されるブロック数ｓ
は、 ｓ＝ｗb／ｗk となる。同じ鍵によって暗号化する平文ブロックの数ｓ
は、以上のようにして求めることができる。
【００１１】例えば、次に示す＜条件１＞に対してｓが
どうなるか算出してみる。 ＜条件１＞ （ブロック暗号） １度に暗号化するブロックのビット長：６４ビット（ｍ
b＝６４） 暗号鍵のビット長 ：７２ビット（ｍk＝７２） 暗号化処理速度 ：１２８Mbps（ｗe＝１２８×１
０6）（疑似乱数生成） １度に出力される疑似乱数ｂiのビット数：９ビット １ステップあたりの処理時間 ：１０-3秒 ここで、１ステップあたりの処理時間とは１つのｂiを
得るために必要な処理時間のことである。つまり［条件
１］の場合、１０-3（秒）毎に、９ビットの疑似乱数を
得ることができる。よって、疑似乱数の生成速度ｗrは
ｗr＝９×１０3(bps)となる。１秒間に生成されるブロ
ック暗号の鍵の数ｗkを求めると、 ｗk＝ｗr／ｍk＝２-3×１０3 となる。１秒間に暗号化できるブロックの数ｗbは、 ｗb＝ｗe／ｍb＝２×１０6 であるから、１個の暗号鍵で暗号化されるブロック数ｓ
は、 ｓ＝ｗb／ｗk＝２4×１０3 となる。つまり、［条件１］のもとで文献１のブロック
暗号の鍵の更新を行った場合、２4×１０3個のブロック
が暗号化される毎に鍵が更新されることになる。
【００１２】［条件１］のもとで文献１の従来例の手法
によりブロック暗号の鍵の更新を行った場合を模式的に
示すと、図１１のようになる。つまり、疑似乱数生成器
１の１ステップで９ビットの疑似乱数が得られるので、
７２ビットのブロック暗号の鍵を生成するのには８ステ
ップ必要となる。よって、最初のブロック暗号の鍵ｋ 1
は、 ｋ1 ＝ｂ1 ，ｂ2 ，ｂ3 ，ｂ4 ，ｂ5 ，ｂ6 ，ｂ7 ，ｂ
8 となり、この鍵によって平文ブロック列５の最初の２4
×１０3 個が暗号化される。
【００１３】更に、疑似乱数生成器の次の８ステップで
次のブロック暗号の鍵ｋ2 が得られ、 ｋ2 ＝ｂ9 ，ｂ10，ｂ11，ｂ12，ｂ13，ｂ14，ｂ15，ｂ
16 となる。この鍵によって平文ブロック列５の次の２4 ×
１０3 個がブロック暗号器３により暗号化される。
【００１４】この場合の演算器２は、疑似乱数生成器１
から入力される疑似乱数７（ｂ1 ，ｂ2 ，…，ｂ8 ，ｂ
9 ，ｂ10，…）を８個ずつ集めて、前から順にｋ1 ,ｋ2
，…とし、ブロック暗号の鍵列８として出力する。こ
のように、文献１の手法によりブロック暗号の鍵を暗号
学的に安全な疑似乱数を用いて随時更新しようとする場
合、疑似乱数生成器１からブロック暗号の鍵のビット長
に等しいだけの疑似乱数を出力される毎に、１回の鍵の
更新しかできない。
【００１５】また、暗号通信ネットワークでは、あらか
じめネットワークの加入者間で固有かつ秘密の鍵を共有
している。鍵の共有は、あらかじめネットワークの管理
者等が鍵を設定しておくことによっても、文献４の７２
〜７３，９７〜１０４頁に示されるような公知の鍵共有
方式によっても実現できる。さらにそれぞれの加入者
は、ネットワークで決められたアルゴリズムに従って図
８に示すような暗号化（及び復号）を行う暗号器３と、
ネットワークで決められたアルゴリズムに従い暗号学的
に安全な疑似乱数を生成する疑似乱数生成器１と、疑似
乱数生成器１から出力された疑似乱数を暗号器の鍵列に
変換する演算器２とを備えた通信端末をもつ。
【００１６】この通信端末を用いた加入者ＡからＢへの
暗号通信は、例えば以下の手順で行っている。 （１）Ａはあらかじめ配布され送信先Ｂと共有している
秘密の鍵ＫABを疑似乱数生成器１の初期値ｘ0 として設
定して疑似乱数生成器１を動作させ、暗号学的に安全な
疑似乱数系列７（ＣＲAB）を生成する。さらに、演算器
２により生成したＣＲABをブロック暗号の鍵列８（ｋ
1 ，ｋ2 ，…，ｋt ）に変換する。それらをブロック暗
号の鍵として随時更新しつつ用いて、ブロック暗号器３
により平文ブロック列５（通信文Ｍuv；ｕ＝１，２，…
ｔ：ｖ＝１，２，…，ｓ）を暗号化し、その暗号化した
暗号文ブロック列６（ｋu(Ｍuv)；ｕ＝１，２，…ｔ：
ｖ＝１，２，…，ｓ）をＢに送信する。
【００１７】（２）Ｂは、あらかじめ配布され送信元Ａ
と共有している秘密の鍵ＫABを疑似乱数生成器１の初期
値ｘ0 として設定して疑似乱数生成器１を動作させ、暗
号学的に安全な疑似乱数系列７（ＣＲAB）を生成する。
さらに、演算器２により生成したＣＲABをブロック暗号
の鍵列８（ｋ1 ，ｋ2 ，…，ｋt ）に変換する。それら
をブロック暗号の鍵として随時更新しつつ用いて、ブロ
ック暗号器３によりＡからの受信文ブロック列６（暗号
文ｋu(Ｍuv)；ｕ＝１，２，…ｔ：ｖ＝１，２，…，
ｓ）を得る。
【００１８】
【発明が解決しようとする課題】しかしながら、従来の
手法によりブロック暗号の鍵を暗号学的に安全な疑似乱
数を用いて随時更新しようとする場合、疑似乱数生成器
からブロック暗号の鍵のビット長に等しいだけの疑似乱
数が出力される毎に１回の鍵の更新しかできないという
問題があった。
【００１９】また、１度加入者間で暗号通信を行なった
後に暗号通信を再開する場合に、疑似乱数生成器１の初
期値が再び前に用いた鍵ＫABとなり、同じ平文を送る場
合には同じ暗号文が生成されるので、十分に守秘性が保
たれないという問題があった。また、その解決法として
セッション鍵と呼ばれる暗号通信毎の暗号鍵を用いる方
法が知られているが、この場合、セッション鍵は通信毎
の使い捨ての鍵であるので簡単に生成できることが要求
される。従って、通常、セッション鍵は暗号学的に安全
ではないが生成が容易である疑似乱数に基づいて生成さ
れる場合が多かった。
【００２０】また、暗号通信の最後に次の初期値となる
秘密の鍵ＫABを暗号通信して、互いの鍵を更新する方法
も知られているが、鍵の更新のための通信量が増すとい
う欠点があった。本発明は、前記従来の欠点を除去し、
暗号学的に安全な疑似乱数を暗号鍵としながら、十分に
守秘性を保ち、鍵の更新のための通信量の増加を無くし
た共通鍵暗号通信方法及びその通信ネットワークを提供
する。
【００２１】すなわち、本発明は、疑似乱数生成器が疑
似乱数を生成する毎にブロック暗号の鍵の更新を行うこ
とにより、ブロック暗号の鍵の更新周期を短くし、ブロ
ック暗号の安全性を向上する。また、暗号学的に安全な
疑似乱数系列によりブロック暗号の暗号鍵を随時更新す
る暗号方式に対して、同じ通信相手への暗号文でも暗号
通信毎に異なる鍵系列で暗号化されたものにし、ブロッ
ク暗号の安全性を向上させる。
【００２２】さらに、暗号学的に安全な疑似乱数に基づ
いて暗号通信毎の鍵を生成でき、さらに、暗号鍵更新の
ための通信無しで鍵を変更することを可能にする。
【００２３】
【課題を解決するための手段】この課題を解決するため
に、本発明の共通鍵暗号通信方法は、暗号化及び復号の
ための鍵列を更新しながら暗号通信を行う共通鍵暗号通
信方法において、予め加入者間で固有かつ秘密の共通鍵
を共有し、該共通鍵に基づいて疑似乱数を生成し、複数
の前記疑似乱数に基づいて鍵列を作成し、前記疑似乱数
が生成される毎に、前記鍵列を更新することを特徴とす
る。また、前記疑似乱数は前記共通鍵を内部変数の初期
値として生成され、暗号通信の終了時における内部変数
を次回の共通鍵として記憶する行程を更に備える。
【００２４】又、本発明の共通鍵暗号通信方法は、暗号
化及び復号のための共通の鍵列を更新しながら暗号通信
を行う共通鍵暗号通信方法において、予め加入者間で固
有かつ秘密の共通鍵を共有し、該共通鍵を内部変数の初
期値として疑似乱数を生成し、複数の前記疑似乱数に基
づいて鍵列を作成し、暗号通信の終了時における内部変
数を次回の共通鍵として記憶することを特徴とする。
【００２５】ここで、前記疑似乱数発生は、２乗型乱
数、ＲＳＡ暗号、離散対数、逆数暗号から選ばれる。
又、本発明の通信端末装置は、暗号化及び復号を行う暗
号手段と、予め加入者間で共有された固有かつ秘密の共
通鍵に基づいて、暗号学的に安全な疑似乱数系列を生成
する疑似乱数生成手段と、前記疑似乱数発生器の出力を
前記暗号器の鍵列に変換する演算手段であって、前記疑
似乱数が入力される毎に鍵列を更新する演算手段とを備
えることを特徴とする。
【００２６】ここで、前記演算手段は、前記疑似乱数発
生器の出力をシフト入力とするシフトレジスタからな
る。また、前記演算手段は、前記疑似乱数発生器の出力
を入力とするアドレッシング可能なレジスタからなる。
また、前記演算手段は、前記疑似乱数発生器の出力を入
力とする複数のＲＯＭと該複数のＲＯＭの出力を論理演
算する演算器とからなる。また、前記疑似乱数生成手段
は前記共通鍵を内部変数の初期値として疑似乱数を発生
し、暗号通信の終了時における内部変数を次回の共通鍵
として保持する保持手段を更に備える。
【００２７】又、本発明の通信端末装置は、暗号化及び
復号を行う暗号手段と、予め加入者間で共有された固有
かつ秘密の共通鍵を内部変数の初期値として、暗号学的
に安全な疑似乱数系列を生成する疑似乱数生成手段と、
前記疑似乱数発生器の出力を前記暗号器の鍵列に変換す
る演算手段と、暗号通信の終了時における内部変数を次
回の共通鍵として保持する保持手段とを備えることを特
徴とする。
【００２８】ここで、前記疑似乱数発生は、２乗型乱
数、ＲＳＡ暗号、離散対数、逆数暗号から選ばれる。
又、本発明の通信ネットワークは、暗号化及び復号を行
う暗号手段と、予め加入者間で共有された固有かつ秘密
の共通鍵に基づいて、暗号学的に安全な疑似乱数系列を
生成する疑似乱数生成手段と、前記疑似乱数発生器の出
力を前記暗号器の鍵列に変換する演算手段であって、前
記疑似乱数が入力される毎に鍵列を更新する演算手段と
を備える通信端末を用いて暗号通信を行うことを特徴と
する。また、前記疑似乱数生成手段は前記共通鍵を内部
変数の初期値として疑似乱数を発生し、前記通信端末
は、暗号通信の終了時における内部変数を次回の共通鍵
として保持する保持手段を更に備える。
【００２９】又、本発明の通信ネットワークは、暗号化
及び復号を行う暗号手段と、予め加入者間で共有された
固有かつ秘密の共通鍵を内部変数の初期値として、暗号
学的に安全な疑似乱数系列を生成する疑似乱数生成手段
と、前記疑似乱数発生器の出力を前記暗号器の鍵列に変
換する演算手段と、暗号通信の終了時における内部変数
を次回の共通鍵として保持する保持手段とを備える通信
端末を用いて暗号通信を行うことを特徴とする。
【００３０】ここで、前記疑似乱数発生は、２乗型乱
数、ＲＳＡ暗号、離散対数、逆数暗号から選ばれる。 ［作用］以上の構成により、暗号学的に安全な疑似乱数
によりブロック暗号の鍵を随時更新し、暗号学的に安全
な疑似乱数を暗号鍵とし、十分に守秘性を保ち、鍵の更
新のための通信の必要がなく、通信量の増加を防止でき
る。
【００３１】
【発明の実施の形態】以下、本発明を実施の形態を用い
て詳細に説明する。 ［実施の形態１］ ＜本実施の形態の暗号化方法＞本実施の形態は、暗号学
的に安全な疑似乱数によりブロック暗号の鍵を随時更新
する暗号方式において、疑似乱数生成器が疑似乱数をｊ
ビット出力する毎にブロック暗号の鍵を更新することに
より、更新の周期を短くして安全性を高めたものであ
る。但し、ｊは１回に得られる疑似乱数ｂi のビット数
のことである。
【００３２】以下に、本実施の形態によるブロック暗号
の鍵の更新方式を、文献１の方式と比較して詳しく述べ
る。疑似乱数生成器１から各々はｊビットの疑似乱数７
がｂ 1 ，ｂ2 ，…，ｂm ，ｂm+1 ，ｂm+2 ，…，ｂ2m，
ｂ2m+1，ｂ2m+2，…，ｂ3m，…と出力されるとし、ブロ
ック暗号の鍵の大きさがｍ×ｊビットであるとした場合
（前記従来例で述べた［条件１］の場合、ｊ＝９，ｍ＝
８）、本実施の形態によるブロック暗号の鍵列の例を図
１に示す。
【００３３】前述のように文献１の方式では、疑似乱数
生成器１から出力される疑似乱数７のビット数が、ブロ
ック暗号の鍵のビット数に等しくなるまでブロック暗号
の鍵の更新は行われなかった。つまり、図１２に示すよ
うに、従来のブロック暗号の鍵列では、疑似乱数生成器
１から各々はｊビットの疑似乱数がｂ1 ，ｂ2 ，…，ｂ
m ，ｂm+1 ，ｂm+2 ，…，ｂ2m，ｂ2m+1，ｂ2m+2，…，
ｂ3m，…と出力されていた場合に、ブロック暗号の鍵の
大きさが上と同じｍ×ｊビットであるとすると、次のよ
うになる。
【００３４】ｋ1 ＝ｂ1 ，ｂ2 ，…，ｂm ｋ2 ＝ｂm+1 ，ｂm+2 ，…，ｂ2m ｋ3 ＝ｂ2m+1，ｂ2m+2，…，ｂ3m ： それに対し、本実施の形態では、図１に示すように、疑
似乱数生成器１が疑似乱数７を生成する毎にブロック暗
号の鍵の更新を行う。つまり、疑似乱数生成器１が疑似
乱数ｂi を生成すると、演算器１２において、その時点
のブロック暗号の鍵ｋk ＝ｂi-m ，ｂi-m+1 ，…，ｂ
i-1 に対し、生成時点の最も古い疑似乱数ｂi-m を除い
て代わりにｂi を入れることにより、次のｍ×ｊビット
のブロック暗号の鍵Ｋk+1 を得るという処理を行う。
【００３５】ｂi を入れる位置は例えば一番後ろに着
け、全体としてシフトさせたような構成にする方法があ
る。その場合、ｋk+1 ＝ｂi-m+1 ，ｂi-m+2 ，…，ｂ
i ，ｋk+ 2 ＝ｂi-m+2 ，ｂi-m+3 ，…，ｂi+1 となる。
つまり、先程説明した文献１の例に対して本実施の形態
による鍵更新を行うと、演算器１２では入力されるｂ
1 ，ｂ2 ，…，ｂm ，ｂm+1 ，ｂm+2 ，…，ｂ2m，ｂ
2m+1，ｂ2m+2，…，ｂ3m，…に対し、ブロック暗号鍵列
１８は図１に示すようになり、ｋ1 ，ｋ2 ，ｋ3 ，…を
次のように出力する。
【００３６】ｋ1 ＝ｂ1 ，ｂ2 ，…，ｂm ｋ2 ＝ｂ2 ，ｂ3 ，…，ｂm+1 ｋ3 ＝ｂ3 ，ｂ4 ，…，ｂm+2 ： このことにより、疑似乱数生成器１が疑似乱数７を生成
する毎にブロック暗号の鍵を更新できる。つまり、文献
１の方法の更新周期に対し、本実施の形態ではブロック
暗号の鍵の更新周期を１／ｍに短くし、ブロック暗号の
安全性を向上できる。
【００３７】また、鍵の更新を行う方法として、疑似乱
数生成器１が疑似乱数ｂi を生成すると、その時点のブ
ロック暗号の鍵ｋk ＝ｂi-m ，ｂi-m+1 ，ｂi-m+2 ，
…，ｂｂi-1 に対し、演算器１２では生成時点の最も古
い疑似乱数ｂi-m を除いてその位置にｂi を入れること
もできる。また、疑似乱数ｂi とその時点の暗号鍵か
ら、ある定まった演算によって次の暗号鍵全体を決定す
ることもできる。
【００３８】＜本実施の形態の暗号化の評価＞本実施の
形態の利点を定量的に評価する。例えば、前記［条件
１］の場合、文献１の従来の方法では、１秒間に生成さ
れるブロック暗号の鍵の数ｗk はｗk ＝２-3×１０3 で
ある。つまり、ブロック暗号の鍵の更新周期は２3 ×１
０-3秒ということになる。
【００３９】これに対し、本実施の形態では、暗号学的
に安全な疑似乱数の生成の１回のステップが終了して疑
似乱数が生成される毎に、ブロック暗号の鍵の更新を行
う。例えば、同じ［条件１］のもとで本実施の形態１に
よりブロック暗号の鍵の更新を行った場合を模式的に示
すと、図２のようになる。すなわち、図２において、初
期値４から疑似乱数生成器１により疑似乱数７を発生す
る。疑似乱数７から演算器１２により暗号鍵列１８を演
算出力し、この暗号鍵列１８により平文ブロック列５を
ブロック暗号器３により暗号化し、暗号ブロック列６を
出力する。
【００４０】前記［条件１］では、１ステップあたり１
０-3（秒）で行えるので、ブロック暗号の鍵の更新周期
は１０-3秒となる。よって、同じ［条件１］のもとで
も、文献１に比べて更新周期は１／８となり、この周期
でブロック暗号の鍵の更新を行った場合、２×１０3 個
のブロックが暗号化される毎に更新されることになる。
よって、本実施の形態によって、暗号学的に安全な疑似
乱数によりブロック暗号の鍵を随時更新する暗号方式の
安全性が、文献１に比べて著しく向上させることが可能
となる。
【００４１】＜本実施の形態の疑似乱数生成器の構成例
＞疑似乱数生成器は、２乗型乱数や、ＲＳＡ暗号、離散
対数、逆数暗号を用いたアルゴリズムにより暗号学的に
安全な疑似乱数を生成するが、一具体例として、疑似乱
数生成器に用いているアルゴリズムに２乗型疑似乱数を
用いた場合について次に詳しく説明する。
【００４２】（２乗型疑似乱数系列）２乗型疑似乱数系
列とは以下の手順で生成される疑似乱数系列ｂ1 ，ｂ2
，…であり、その系列は平方剰余製の判定問題が計算
量的に困難であるとの仮定の下で、暗号学的に安全な疑
似乱数系列となる。いま、ｐ，ｑをｐ≡ｑ≡３（ｍｏｄ
４）である素数とし、Ｎ＝ｐ・ｑとして、初期値ｘ0
（１＜ｘ0 ＜Ｎ−１なる整数）と再帰式 ｘi+1 ＝ｘi 2ｍｏｄＮ（ｉ＝０，１，２，…） ｂi ＝ｂj（ｘi ）（ｉ＝１，２，…） （１） とによって得られるビット系列ｂ1 ，ｂ2 ，…を２乗型
疑似乱数系列という。
【００４３】但し、ｂj（ｘi ）はｘi の下位ｊビット
を表わし、Ｎのビット数をｎとした時にｊ＝Ｏ（log
2n）とする。上述の手順において、１ステップでｊビッ
トの疑似乱数ｂi が生成できる。この２乗型疑似乱数を
用いて、本実施の形態によるブロック暗号の鍵の更新方
式を具体的に説明する。但し、説明をわかりやすくする
ため前記［条件１］の場合と同じくブロック暗号の鍵の
ビット長を７２ビットとする。またｎを５１２ビットと
し、一回の２乗演算で得られる疑似乱数系列ｂi （ｉ＝
１，２，…）は、それぞれ９ビットの疑似乱数系列であ
るとして説明する。
【００４４】＜ブロック暗号の鍵の更新例＞次の手順に
より、２乗演算を行う毎（１ステップ毎）にブロックの
鍵を更新することが可能である。 （１）ｖ＝１とし、疑似乱数生成器１（二乗型）に初期
値ｘ0 （１＜ｘ0 ＜Ｎ−１）を与え、式（１）の２乗演
算を８ステップを行い、その疑似乱数出力７を入力とし
て、演算器１２はブロック暗号の７２ビットの最初の鍵
をｋv ＝ｋ1 ＝ｂv ，ｂv+1 ，ｂv+2 ，…，ｂv+7 ＝ｂ
1 ，ｂ2 ，ｂ3 ，ｂ4 ，ｂ5 ，ｂ6 ，ｂ 7 ，ｂ8 として
出力する。（暗号鍵列１８の出力） （２）ｋv ＝ｂv ，ｂv+1 ，ｂv+2 ，…，ｂv+7 をブロ
ック暗号の鍵１８として設定し、予め決められた複数の
平文ブロック列５の暗号化を行う。
【００４５】（３）疑似乱数生成器１（二乗型）は（ｖ
＋８）ステップ目の２乗演算を行いｂv+8 を出力する。
演算器１２はｂv+8 が入力されると、その時点でブロッ
ク暗号の鍵ｋv ＝ｂv ，ｂv+1 ，ｂv+2 ，…，ｂv+7 を
構成する最も古い疑似乱数ｂvを取り除き、一番後にｂ
v+8 を付けて、ｋv+1 ＝ｂv+1 ，ｂv+2 ，ｂv+3 ，…，
ｂv+8 を算出し、ブロック暗号の鍵１８として出力す
る。
【００４６】（４）ｖ＝ｖ＋１とし、手順２，３の処理
を暗号化が終了するまで繰り返す。従って、文献１の手
法では、更新していくブロック暗号の鍵８をｋ1 ，ｋ
2 ，ｋ3 ，…とした時に、 ｋ1 ＝ｂ1 ，ｂ2 ，ｂ3 ，ｂ4 ，ｂ5 ，ｂ6 ，ｂ7 ，ｂ8 ｋ2 ＝ｂ9 ，ｂ10，ｂ11，ｂ12，ｂ13，ｂ14，ｂ15，ｂ16 ｋ3 ＝ｂ17，ｂ18，ｂ18，ｂ20，ｂ21，ｂ22，ｂ23，ｂ24 ： としていたのに対し、本実施の形態では、上記の手順に
より、２乗演算を行う毎（１ステップ毎）にブロック暗
号の鍵１８を次のように更新する。
【００４７】 ｋ1 ＝ｂ1 ，ｂ2 ，ｂ3 ，ｂ4 ，ｂ5 ，ｂ6 ，ｂ7 ，ｂ8 ｋ2 ＝ｂ2 ，ｂ3 ，ｂ4 ，ｂ5 ，ｂ6 ，ｂ7 ，ｂ8 ，ｂ9 ｋ3 ＝ｂ3 ，ｂ4 ，ｂ5 ，ｂ6 ，ｂ7 ，ｂ8 ，ｂ9 ，ｂ10 ： すなわち、ブロック暗号の鍵の更新周期を短くしたもの
である。
【００４８】また、前記手順（３）として一番後にｂ
v+8 を付けるとしたが、最も古い疑似乱数の位置にｂ
v+8 を入れて、ｋv+1 ＝ｂv+8 ，ｂv+1 ，ｂv+2 ，…，
ｂv+7としてもよい。また、ｂv+8 とその時の暗号鍵ｋv
からある演算によって暗号鍵全体を変更するとしても
よい。つまり、その演算を関数Ｇで表わすと、ｋv+1 ＝
Ｇ（ｂv+8 ，ｋv ）としてもよい。
【００４９】以上詳細に述べたように、本実施の形態に
よれば、暗号学的に安全な疑似乱数によりブロック暗号
の鍵を随時更新する暗号方式において、暗号学的に安全
な疑似乱数の生成に必要な演算が終了する毎に、ブロッ
ク暗号の鍵を更新するような方式にすることにより、文
献１の更新方式に対し更新の周期を短くし、安全性を高
めた。
【００５０】＜本実施の形態の暗号通信例１＞図３に示
すネットワークでは、あらかじめネットワークの加入者
間で固有かつ秘密の鍵を共有している。前記のように、
Ａ，Ｂ，Ｃ，…，Ｎはそのネットワークの加入者、ＫAB
は加入者間Ａ−Ｂ間で共有している鍵、ＫACは加入者Ａ
−Ｃ間で共有している鍵（以下同様）を示している。鍵
の共有は、あらかじめネットワークの管理者等が設定し
ておくことによっても、文献４の７２〜７３，９７〜１
０４頁に示されるような公知の鍵共有方式によっても実
現できる。
【００５１】さらにそれぞれの加入者は、図４に示すよ
うな通信端末１５０、すなわち、ネットワークで決めら
れたアルゴリズムに従って暗号化（及び復号）を行う暗
号器３と、ネットワークで決められたアルゴリズムに従
い暗号学的な安全な疑似乱数を生成する疑似乱数生成器
１と、疑似乱数生成器１から出力された疑似乱数７を暗
号器３の鍵列１８に変換する上記本実施の形態の演算器
１２とを備えた通信用端末１５０をもつ。
【００５２】本実施の形態では、暗号化（復号）のアル
ゴリズムとしてＤＥＳ（Data Encryption Standard）暗
号を、暗号学的に安全な疑似乱数を生成するアルゴリズ
ムとして前記の２乗型疑似乱数を用いた場合について述
べる。ＤＥＳ暗号はアルゴリズム公開型の共通鍵ブロッ
ク暗号で、平文及び暗号文のブロックサイズが６４ビッ
ト、鍵のサイズが５６ビットである。２乗型疑似乱数を
十分安全なものとするために、２乗演算（式（１））の
法Ｎのビット数ｎを５１２ビットとする。ｎが５１２ビ
ットならば、１ステップの２乗演算で得られる疑似乱数
系列ｂi （ｉ＝１，２，…）は、それぞれ９ビット程度
の疑似乱数系列である。本実施の形態では、説明を簡単
にするため、疑似乱数生成器１から出力される疑似乱数
は１ステップあたり８ビット（式（１）で得られる９ビ
ットのさらに下位８ビットをとる）とし、それをｂi
（ｉ＝１，２，…）とする。よって疑似乱数系列ｂi
（ｉ＝１，２，…）はそれぞれ８ビットである。また各
加入者間毎にあらかじめ秘密に共有されている鍵（疑似
乱数生成器の初期値）ＫAB，ＫAC，…は、１＜ＫAB，Ｋ
AC，…＜Ｎ−１とする。
【００５３】次に本実施の形態による加入者ＡとＢの間
の暗号通信の手順を述べる。 （加入者Ａの手順） （１）疑似乱数生成器１（２乗型）に初期値ｘ0 （１＜
ｘ0 ＜Ｎ−１）としてあらかじめ配布され送信先Ｂと共
有している秘密の鍵ＫABを与え、式（１）の２乗演算を
７ステップ行い、疑似乱数生成器１（２乗型）はｂ1 ，
ｂ2 ，ｂ3 ，…，ｂ7 を出力する。演算器１２は入力し
たｂ1 ，ｂ2 ，ｂ3 ，…，ｂ7 をブロック暗号の５６ビ
ットの最初の鍵とし、ｖ＝１として、ｋv ＝ｋk ＝ｂ
v ，ｂv+1，ｂv+2 ，…，ｂv+6 ＝ｂ1 ，ｂ2 ，ｂ3 ，
ｂ4 ，ｂ5 ，ｂ6 ，ｂ7 を出力する。
【００５４】（２）ｋv ＝ｂv ，ｂv+1 ，ｂv+2 ，…，
ｂv+6 をＤＥＳ暗号の鍵として設定し、あらかじめ決め
られた数の平文ブロックの暗号化を行い、暗号化が終了
したブロックからＢヘ送信する。 （３）疑似乱数生成器１（２乗型）は（ｖ＋７）ステッ
プ目の２乗演算を行いｂv+7 を出力する。演算器１２は
ｂv+7 が入力されると、その時点でのブロック暗号の鍵
ｋv ＝ｂv ，ｂv+1 ，ｂv+2 ，…，ｂv+6 の先頭の８ビ
ットｂv を取り除き、一番後ろにｂv+7 を付け、ｋv+1
＝ｂv+1 ，ｂv+2 ，ｂv+3 ，…，ｂv+7を算出し、ブロ
ック暗号の鍵として出力する。
【００５５】（４）ｖ＝ｖ＋１とし、手順（２），
（３）の処理を暗号化が終了するまで繰り返す。 （加入者Ｂの手順） （１）疑似乱数生成器１（２乗型）に初期値ｘ0 （１＜
ｘ0 ＜Ｎ−１）としてあらかじめ配布され送信先Ｂと共
有している秘密の鍵ＫABを与え、式（１）の２乗演算を
７ステップ行い、疑似乱数生成器１（２乗型）はｂ1 ，
ｂ2 ，ｂ3 ，…，ｂ7 を出力する。演算器１２は入力し
たｂ1 ，ｂ2 ，ｂ3 ，…，ｂ7 をブロック暗号の５６ビ
ットの最初の鍵とし、ｖ＝１として、ｋv ＝ｋk ＝ｂ
v ，ｂv+1，ｂv+2 ，…，ｂv+6 ＝ｂ1 ，ｂ2 ，ｂ3 ，
ｂ4 ，ｂ5 ，ｂ6 ，ｂ7 を出力する。
【００５６】（２）ｋv ＝ｂv ，ｂv+1 ，ｂv+2 ，…，
ｂv+6 をＤＥＳ暗号の鍵として設定し、Ａからの受信文
に対し、あらかじめ決められた数の暗号文ブロックの復
号を行う。 （３）疑似乱数生成器１（２乗型）は（ｖ＋７）ステッ
プ目の２乗演算を行いｂv+7 を出力する。演算器１２は
ｂv+7 が入力されると、その時点でのブロック暗号の鍵
ｋv ＝ｂv ，ｂv+1 ，ｂv+2 ，…，ｂv+6 の先頭の８ビ
ットｂv を取り除き、一番後ろにｂv+7 を付けて、ｋ
v+1 ＝ｂv+1 ，ｂv+2 ，ｂv+3 ，…，ｂv+ 7 を算出し、
ブロック暗号の鍵として出力する。
【００５７】（４）ｖ＝ｖ＋１とし、前項の手順
（２），（３）の処理を受信化が終了するまで繰り返
す。この手順により暗号学的に暗算な疑似乱数の生成に
必要な演算が終了する毎に、ブロック暗号の鍵を更新す
ることができ、鍵の更新の周期を短くして安全性を向上
させることができる。
【００５８】＜演算器１２の構成例＞上記手順（３）に
おいて、演算器１２はｂv+7 が入力されると、その時点
でのブロック暗号の鍵ｋv ＝ｂv ，ｂv+1 ，ｂv+2 ，
…，ｂv+6 の先頭の８ビットｂ v を取り除いて一番後ろ
にｂv+7 を付け、ｋv+1 ＝ｂv+1 ，ｂv+2 ，ｂv+3 ，
…，ｂv+7 を算出してブロック暗号の鍵として出力する
という処理を行うが、これは、新たに得た疑似乱数ｂ
v+7 をブロック暗号の鍵の後ろに付けてｂv+7 のビット
分だけブロック暗号の鍵をシフトさせているのと同じで
ある。
【００５９】従って、この処理を行う演算器１２は、図
５に示すようにシフトレジスタ１２−１を用いて実現で
きる。すなわち、シリアル入力／パラレル出力のシフト
レジスタ１２−１の先頭レジスタから順にブロック暗号
の鍵のビット列を格納しておき、ブロック暗号にはパラ
レル出力により鍵を入力するとしておく。ブロック暗号
の鍵をｋv ＝ｂv ，ｂv+1 ，ｂv+2 ，…，ｂv+6 からｋ
v+1 ＝ｂv+1 ，ｂv+2，ｂv+3 ，…，ｂv+7 に更新する
時には、シリアル入力から新たな疑似乱数ｂv+ 7 を８回
シフトさせながら入力する。先頭レジスタからは更新以
前の鍵ｋv の先頭ビットから取り除かれる。このことに
より、加入者Ｂの手順（３）の処理が演算器１２による
処理として行える。
【００６０】あるいは、シリアル入力／パラレル出力の
シフトレジスタを８個用意し、疑似乱数生成器から８ビ
ットのｂv+7 が出力すると、それぞれのシフトレジスタ
を１回シフトさせてそれぞれのシフトレジスタに１ビッ
トずつ入力する構成によっても演算器１２の処理を行え
る。また、上記手順では手順（３）において、演算器１
２はｂv+7 を一番後ろに付けるとした。しかし、演算器
１２にｂv+7 が入力されると、その時点でのブロック暗
号の鍵ｋv ＝ｂv ，ｂv+1 ，ｂv+2 ，…，ｂv+6 を構成
する最も古い疑似乱数ｂv を取り除いてその位置にｂ
v+7 を入れ、ｋv+1 ＝ｂv+7 ，ｂv+1 ，ｂv+2，…，ｂ
v+6 を算出し、ブロック暗号の鍵として出力するように
してもよい。この場合、これは最も古い疑似乱数ｂv が
格納されていた領域に新たに得た疑似乱数ｂv+7 を格納
するという処理である。
【００６１】従って、この処理を行う演算器１２は図６
に示すようなレジスタ１２−２を用いて実現できる。先
頭レジスタから順にブロック暗号の鍵のビット列を格納
しておき、ブロック暗号にはパラレル出力により鍵を入
力するとしておく。ブロック暗号の鍵をｋv ＝ｂv ，ｂ
v+1 ，ｂv+2 ，…，ｂv+6 からｋv+1 ＝ｂv+7 ，ｂ
v+ 1 ，ｂv+2 ，…，ｂv+6 に更新する時には、ｂv のア
ドレスを指定して新たな疑似乱数ｂv+7 をライトするこ
とにより、この演算器１２による処理が行える。
【００６２】前記手順では、説明を簡単にするため、疑
似乱数系列ｂi （ｉ＝１，２，…）をそれぞれ８ビット
であるとしたが、疑似乱数系列ｂi （ｉ＝１，２，…）
はそれぞれ９ビットであるとした場合でも基本的な手順
は同じである。ただし、手順（１）において得られたｂ
1 ，ｂ2 ，…，ｂ7 は６３ビットになるので、送受信者
間で共通の手順によりｂ1 ，ｂ2 ，…，ｂ7 から７ビッ
ト分を除いたもの（図５参照）をＤＥＳ暗号の鍵Ｋk と
する必要がある。また、手順（３）において、その時点
でのブロック暗号の鍵ｋv ＝ｂv ，ｂv+1 ，ｂv+2 ，
…，ｂv+6 の先頭の８ビットｂv を取り除くところを、
先頭の９ビットを取り除くとすればよい。
【００６３】＜本実施の形態の暗号通信例２＞上記手順
例１と同じ図３のネットワークを用いて説明する。ま
た、本手順例は、手順例１と同じく各加入者はそれぞれ
図４に示すような通信用端末１５０を持つとする。本例
でも、暗号化（復号）のアルゴリズムとしてＤＥＳ（Da
ta Encryption Standard）暗号を、暗号学的に安全な疑
似乱数を生成するアルゴリズムとして上述の２乗型疑似
乱数を用いた場合について述べる。２乗型疑似乱数を十
分安全なものとするために、２乗演算（式（１））の法
Ｎのビット数ｎを５１２ビットとする。ｎが５１２ビッ
トならば、１ステップの２乗演算で得られる疑似乱数系
列ｂ i （ｉ＝１，２，…）はそれぞれ９ビットの疑似乱
数系列である。よって疑似乱数生成器２からは１ステッ
プあたり９ビットの疑似乱数を出力される。さらに、各
加入者間毎にあらかじめ秘密に共有されている鍵（疑似
乱数生成器の初期値）ＫAB，ＫAC，…は、１＜ＫAB，Ｋ
AC，…＜Ｎ−１とする。
【００６４】以下、本実施の形態による加入者ＡとＢの
間の暗号通信の手順を述べる。 （加入者Ａの手順） （１）疑似乱数生成器１（２乗型）に初期値ｘ0 （１＜
ｘ0 ＜Ｎ−１）としてあらかじめ配布され送信先Ｂと共
有している秘密の鍵ＫABを与え、式（１）の２乗演算を
７ステップ行い、ｖ＝１として疑似乱数生成器１（２乗
型）はｂv ＝ｂ 1 を疑似乱数７として出力する。演算器
１２はｂ1 と初期値ｘ0 から、ある規則によるテーブル
を格納したＲＯＭ等を用いて最初のブロック暗号の鍵ｋ
v ＝ｋkを演算し出力する。
【００６５】（２）ｋv をＤＥＳ暗号の鍵として設定
し、あらかじめ決められた数の平文ブロックの暗号化を
行い、暗号化が終了したブロックからＢヘ送信する。 （３）疑似乱数生成器１（２乗型）は（ｖ＋１）ステッ
プ目の２乗演算を行いｂv+1 を出力する。演算器１２は
ｂv+1 が入力されると、ｂv+1 とその時点でのブロック
暗号の鍵ｋv からある規則によるテーブルを格納したＲ
ＯＭ等を用いて次のブロック暗号の鍵を演算し出力す
る。
【００６６】（４）ｖ＝ｖ＋１とし、手順（２），
（３）の処理を暗号化が終了するまで繰り返す。 （加入者Ｂの手順） （１）疑似乱数生成器１（２乗型）に初期値ｘ0 （１＜
ｘ0 ＜Ｎ−１）としてあらかじめ配布され送信先Ｂと共
有している秘密の鍵ＫABを与え、式（１）の２乗演算を
１ステップ行い、ｖ＝１として疑似乱数生成器１（２乗
型）はｂv ＝ｂ 1 を疑似乱数７として出力する。演算器
１２はｂ1 と初期値ｘ0 から、ある規則によるテーブル
を格納したＲＯＭ等を用いて最初のブロック暗号の鍵ｋ
v ＝ｋkを演算し出力する。
【００６７】（２）ｋv をＤＥＳ暗号の鍵として設定
し、Ａからの受信文に対し、あらかじめ決められた数の
暗号文ブロックの復号を行う。 （３）疑似乱数生成器１（２乗型）は（ｖ＋１）ステッ
プ目の２乗演算を行いｂv+1 を出力する。演算器１２は
ｂv+1 が入力されると、ｂv+1 とその時点でのブロック
暗号の鍵ｋv からある規則によるテーブルを格納したＲ
ＯＭ等を用いて次のブロック暗号の鍵を演算し出力す
る。
【００６８】（４）ｖ＝ｖ＋１とし、手順（２），
（３）の処理を暗号化が終了するまで繰り返す。 以上の手順により、暗号学的に安全な疑似乱数の生成に
必要な演算が終了する毎に、ブロック暗号の鍵を更新す
ることができ、鍵の更新の周期を短くして安全性を向上
させることができる。
【００６９】＜演算器１２の構成例２＞上記手順（３）
において、演算器１２はｂv+1 が入力されると、ｂv+1
とその時点でのブロック暗号の鍵ｋv からある規則によ
るテーブルを格納したＲＯＭ等を用いて、次のブロック
暗号の鍵を演算し出力する処理を行う。この処理は図７
に示すようなある規則を格納したＲＯＭ１２−４と、そ
のＲＯＭ１２−４の出力のビット毎の排他的論理和をと
る加算器１２−５とからなる演算器１２によって実現で
きる。図７では、ｋv （１２−３）をｋv ＝ｃv1，
ｃv2，…，ｃv7と表わし、それぞれのｃvi（ｉ＝１，
２，…，７）は８ビットである。図７で示されるＲＯＭ
1 ，ＲＯＭ2 ，…，ＲＯＭ7 の７個のＲＯＭ１２−４
は、それぞれ１７ビットアドレスで５６ビットを出力す
る。それぞれのＲＯＭi （ｉ＝１，２，…，７）からの
５６ビットずつの出力は、加算器１２−５でビット毎の
排他的論理和をとられ、その出力が次のＤＥＳ暗号の鍵
ｋv+1 として用いられる。ＲＯＭi （ｉ＝１，２，…，
７）の１７ビットアドレスには、ｃvi（ｉ＝１，２，
…，７）の８ビットとｂv+1 の９ビットが入力される。
これによって、疑似乱数が出力される毎にブロック暗号
の鍵全体を更新することができる。
【００７０】ここで、図７では、ｋv をそれぞれ８ビッ
トである７個のｃvi（ｉ＝１，２，…，７）に分割した
が、分割は何個にしてもよい。例えば、ｋv をそれぞれ
４ビットである１４個のｃvi（ｉ＝１，２，…，１４）
に分割した場合には、必要なＲＯＭはＲＯＭ1 ，ＲＯＭ
2 ，…，ＲＯＭ14の１４個になり、それぞれ１３ビット
アドレス（ｃvi（ｉ＝１，２，…，１４）の４ビットと
ｂv+1 の９ビット）で５６ビットを出力する。ぞレぞレ
のＲＯＭi （ｉ＝１，２，…，１４）カラーの５６ビッ
トずつの出力は、加算器１２−５でビット毎の排他論理
和をとられ、その出力が次のＤＥＳ暗号の鍵として用い
られる。
【００７１】［実施の形態２］本実施の形態において
も、図３に示され実施の形態１で説明したように、あら
かじめネットワークの加入者間で固有かつ秘密の鍵を共
有している。前記のように、Ａ，Ｂ，Ｃ，…，Ｎはその
ネットワークの加入者で、ＫABは加入者Ａ−Ｂ間で共有
している鍵、ＫACは加入者Ａ−Ｃ間で共有している鍵
（以下同様）である。ここで、鍵の共有は、あらかじめ
ネットワークの管理者等が設定しておくことによって
も、文献４の７２〜７３，９７〜１０４頁に示されるよ
うな公知の鍵共有方式によっても実現できる。
【００７２】さらにそれぞれの加入者は、図１３に示す
ように、ネットワークで決められたアルゴリズムに従っ
て暗号化（及び復号）を行う暗号器３と、ネットワーク
で決められたアルゴリズムに従い暗号学的な安全な疑似
乱数を生成する疑似乱数生成器１１と、疑似乱数生成器
１１から出力された疑似乱数１７を暗号器３の鍵列８に
変換する演算器２とを備えた通信用端末１６０をもち、
疑似乱数生成器１１の内部変数の値を保持する保持手段
９を持つ。
【００７３】疑似乱数生成器１１は、実施の形態１の図
９に示される構成と同様に図１４の構成になっており、
その動作は図９で説明したのと同じである。ただし、本
実施の形態では、疑似乱数生成器１１からその内部変数
ｘi+1 の値４’を読み出すことができるようになってお
り、またその読み出した内部変数の値を保持する保持手
段９を持つ点が異なっている。
【００７４】本実施の形態による暗号通信の例を示す図
１５，図１８において、Ｍuv（ｕ＝１，２，…ｔ；ｖ＝
１，２，…，ｓ）は平文ブロック列５を示し、ｋu(ｕ＝
１，２，…ｔ）はブロック暗号の鍵列８を示し、ｋu(Ｍ
uv)(ｕ＝１，２，…ｔ；ｖ＝１，２，…，ｓ）は平文ブ
ロック列Ｍuvを暗号鍵列ｋu(ｕ＝１，２，…ｔ）はそれ
ぞれ、ブロック暗号のアルゴリズムで定められた長さの
ビット列である。
【００７５】本実施の形態による加入者ＡからＢへの暗
号通信は以下の手順で行う。 ＜本実施の形態の暗号通信例３＞ （１）Ａはあらかじめ送信先Ｂと共有している秘密の鍵
ＫABを疑似乱数生成器１１の初期値ｘ0 として設定し、
疑似乱数生成器１１を動作させて暗号学的に安全な疑似
乱数系列１７（ＣＲAB）を生成する。さらに演算器２に
よりＣＲABをブロック暗号の鍵列ｋk ，ｋ2 ，…，ｋt
に変換する。それらをブロック暗号の鍵として随時更新
しつつ用いて、ブロック暗号器３により平文ブロック列
５（通信文Ｍuv；ｕ＝１，２，…ｔ；ｖ＝１，２，…，
ｓ）を暗号化し、その暗号化した暗号文ブロック列６
（ｋu(Ｍuv)；ｕ＝１，２，…ｔ；ｖ＝１，２，…，
ｓ）をＢに送信する。
【００７６】（２）Ｂは、あらかじめ送信元Ａと共有し
ている秘密の鍵ＫABを疑似乱数生成器１１の初期値ｘ0
として設定し、疑似乱数生成器１１を動作させて暗号学
的に安全な疑似乱数系列ＣＲABを生成する。さらに、演
算器２によりＣＲABをブロック暗号の鍵列ｋk ，ｋ2 ，
…，ｋt に変換する。それらをブロック暗号の鍵として
随時更新しつつ用いて、ブロック暗号器３によりＡから
の受信文ブロック列６（暗号文ｋu(Ｍuv)；ｕ＝１，
２，…ｔ；ｖ＝１，２，…，ｓ）を復号し、平文ブロッ
ク列５（通信文Ｍuv；ｕ＝１，２，…ｔ；ｖ＝１，２，
…，ｓ）５を得る。
【００７７】（３）Ａは、通信文の暗号化が終了した時
の疑似乱数生成器１１の内部変数ｘ i+1 の値４’を、次
回Ｂと暗号通信するための新しい鍵（疑似乱数生成器の
ための初期値）ＫABとして保持手段９に秘密に保持す
る。 （４）Ｂは、通信文の復号が終了した時の疑似乱数生成
器１１の内部変数ｘi+ 1 の値４’を、次回Ａと暗号通信
するための新しい鍵（疑似乱数生成器のための初期値）
ＫABとして保持手段９に秘密に保持する。
【００７８】この手順により、同じ通信相手と通信する
場合でも、通信毎に疑似乱数生成器１１に入力する初期
値４が変るので、疑似乱数生成器１１から初期値として
同じ鍵系列が生成されることはなく、同じ相手への暗号
文でも暗号通信毎に異なる鍵系列で暗号化されたものに
なり、ブロック暗号の安全性を向上させることができ
る。
【００７９】＜疑似乱数生成器１１の構成例＞疑似乱数
生成器１１は、２乗型乱数や、ＲＳＡ暗号，離散対策，
逆数暗号を用いたアルゴリズムにより暗号学的に安全な
疑似乱数を生成するが、２乗型疑似乱数系列を生成する
疑似乱数生成器１１の例を図１６に示す。この疑似乱数
生成器１１では、図１４においてｆ（ｘi ）で示される
関数として、２０１で示すように、入力を２乗してＮに
対して剰余をとる演算部が用いられる。さらに図１４に
おいてｇ（ｘi+1 ）で示される関数として、２０２で示
すように、入力の下位ｊビット（ｂj）をとる演算が用
いられる。図１６においても、その内部変数ｘi+1を読
み出すことができる。
【００８０】次に、図１６に示される疑似乱数生成器１
１を用いた加入者Ａ，Ｂ間の暗号通信について図１７を
用いて説明する。いま、例としてｎを５１２ビットと
し、ブロック暗号の鍵を５４ビットとする。またＡ，Ｂ
間には、あらかじめ鍵ＫAB（疑似乱数生成器１１の初期
値；１＜Ｋ AB＜Ｎ−１）が秘密に共有されている。ｎが
５１２ビットならば、１回の２乗演算で得られる疑似乱
数系列ｂi （ｉ＝１，２，…）は、それぞれ９ビット程
度の疑似乱数系列である。ここでは簡単のために９ビッ
トで計算する。さらに、１つの鍵で暗号化するブロック
の数ｓを“１０”とし、暗号化したい通信文が“１５”
の平文ブロックに分割できたとする。この場合、暗号鍵
はｋ1 とｋ2 の２つが必要となる。ｋ1 とｋ2 の２つの
暗号鍵は合わせて１０８ビットであるので、２乗演算を
１２回行う必要がある（１２（回）×９（ビット／回）
＝１０８（ビット））。この場合には、暗号化終了時の
疑似乱数生成器１１の内部変数はｘ12（＝ｘ0＊2＊12ｍ
ｏｄＮ）である。以下、ａ＊ｂはａのｂ乗（ａb）を意
味する。
【００８１】＜本実施の形態の暗号通信例４＞ （１）Ａはあらかじめ送信先Ｂと共有している秘密の鍵
ＫABを疑似乱数生成器１１の初期値ｘ0 として設定し、
暗号学的に安全な疑似乱数系列７（ｂ1 ，ｂ2，…，ｂ
12）を生成する。ｎが５１２ビットならば、１回の２乗
演算で得られる疑似乱数系列ｂi （ｉ＝１，２，…，１
２）は、それぞれ９ビットの疑似乱数系列である。得ら
れた疑似乱数系列ｂ1 ，ｂ2 ，…，ｂ12を演算器２によ
り、前からブロック暗号の鍵のビット長（５４ビット）
ずつに区切り（それをｋ1 ,ｋ2と表わす）、順にブロッ
ク暗号の鍵８として用いる。ブロック暗号器３では、最
初の１０個の平文ブロックは鍵ｋ1 で暗号化し、次の５
個の平文（通信文）ブロックは鍵ｋ2 で暗号化し、その
暗号化した暗号文ブロック列６をＢに送信する。
【００８２】（２）Ｂは、あらかじめ配布され送信元Ａ
と共有している秘密の鍵ＫABを疑似乱数生成器１１の初
期値ｘ0 として設定し、暗号学的に安全な疑似乱数系列
ｂ1，ｂ2 ，…，ｂ12を生成する。ｎが５１２ビットな
らば、１回の２乗演算で得られる疑似乱数系列ｂi （ｉ
＝１，２，…，１２）は、それぞれ９ビットの疑似乱数
系列である。得られた疑似乱数系列ｂ1 ，ｂ2 ，…，ｂ
12を演算器２により、前からブロック暗号の鍵のビット
長（５４ビット）ずつに区切り（それをｋ1 ,ｋ2 と表
わす）、順にブロック暗号の鍵として用いる。ブロック
暗号器３では、Ａからの最初の１０個の暗号文ブロック
は鍵ｋ1 で復号し、次の５個の暗号文ブロックは鍵ｋ2
で復号し、平文ブロック列（通信文）を得る。
【００８３】（３）Ａは、最後の平文ブロック列５の暗
号化が終了した時の疑似乱数生成器１１の内部変数の値
ｘ12（＝ｘ0＊2＊12modＮ）を読み出し、次回Ｂと暗号
通信するための新しい鍵（疑似乱数生成器１１のための
初期値）ＫABとして保持手段９に秘密に保持する。 （４）Ｂは、通信文の暗号化が終了した時の疑似乱数生
成器１１の内部変数の値ｘ12（＝ｘ0＊2＊12modＮ）を
読み出し、次回Ａと暗号通信するための新しい鍵（疑似
乱数生成器１１のための初期値）ＫABとして保持手段９
に秘密に保持する。
【００８４】以上詳細に述べたように、本実施の形態の
手順により、同じ通信相手と通信する場合にも、通信毎
に疑似乱数生成器１１に入力する初期値が変わるので、
疑似乱数生成器１１から同じ鍵系列が生成されることは
なく、同じ相手への暗号文でも暗号通信毎に異なる鍵系
列で暗号化されたものになり、ブロック暗号の安全性を
向上させることができる。また、本実施の形態により、
その暗号通信毎に異なる鍵は２乗型疑似乱数を用いた暗
号学的に安全な疑似乱数であり、暗号鍵の更新のための
通信は必要ないことがわかる。
【００８５】＜本実施の形態の暗号通信例５＞本例で
は、図１８に示すように、ブロック暗号のアルゴリズム
としてＤＥＳ暗号を、暗号学的に安全な疑似乱数を生成
するアルゴリズムとして上述の２条型疑似乱数を用いた
場合について述べる。２乗型疑似乱数を十分安全なもの
とするために、２乗演算（式（１））の法Ｎのビット数
ｎを５１２ビットとする。また、図１８に示すように、
疑似乱数生成器１１により生成された疑似乱数ＣＲABを
演算器２によりＤＥＳ暗号鍵列ｋ1 ，ｋ2 ，…に変換す
るが、本実施の形態での演算器２ではＣＲABを前から順
にＤＥＳ暗号の鍵８のビット長（５６ビット）ずつに区
切り、それをｋ1 ，ｋ2 ，…（ｋu：ｕ＝１，２，…）
はそれぞれ５６ビット）とする処理を行う。また、平文
ブロック列５のＭu1からＭusまでのｓ個のブロックは同
じ鍵ｋu を用いＤＥＳ暗号器３０で暗号化する。さら
に、各加入者間毎にあらかじめ秘密に共有されている鍵
（疑似乱数生成器１１の初期値）ＫAB，ＫAC，…は、１
＜ＫAB，ＫAC，…＜Ｎ−１とする。
【００８６】本実施の形態による加入者ＡからＢへの暗
号通信は以下の手順で行う。 （１）Ａはあらかじめ配布され送信先Ｂと共有している
秘密の鍵ＫABを疑似乱数生成器１１の初期値ｘ0 として
設定し、疑似乱数生成器１１を動作させ、暗号学的に安
全な疑似乱数系列７（ＣＲAB＝ｂ1 ，ｂ2 ，…）を生成
する。ｎが５１２ビットならば、１回の２乗演算で得ら
れる疑似乱数系列ｂi （ｉ＝１，２，…）は、それぞれ
９ビットの疑似乱数系列である。得られた疑似乱数系列
ＣＲABを演算器２により、前からＤＥＳ暗号の鍵のビッ
ト長（５６ビット）ずつに区切り（それをｋ1 ，ｋ2 ，
…と表わす）、順にブロック暗号の鍵８として用いる。
ＤＥＳ暗号器３０では、最初のｓ個の平文ブロックは鍵
ｋ1 で暗号化し、次のｓ個の平文ブロック鍵ｋ2 で暗号
化するというように最後の平文ブロックまで暗号化し、
その暗号化した暗号文６をＢに送信する。
【００８７】（２）Ｂは、あらかじめ配布され送信元Ａ
と共有している秘密の鍵ＫABを疑似乱数生成器１１の初
期値ｘ0 として設定し、疑似乱数生成器１１を動作させ
暗号学的に安全な疑似乱数系列ＣＲAB＝ｂ1 ，ｂ2 ，…
を生成する。ｎが５１２ビットならば、１回の２乗演算
で得られる疑似乱数系列ｂi （ｉ＝１，２，…）は、そ
れぞれ９ビットの疑似乱数系列である。得られた疑似乱
数系列ＣＲABを演算器２により、前からＤＥＳ暗号の鍵
のビット長（５６ビット）ずつに区切り（それをｋ1 ，
ｋ2 と表わす）、順にＤＥＳ暗号の鍵８として用いる。
ＤＥＳ暗号器３０では、Ａからの最初のｓ個の暗号文ブ
ロックは鍵ｋ1 で復号し、次のｓ個の暗号文ブロック鍵
ｋ2 で復号するというように最後の暗号文ブロックまで
復号し、通信文を得る。
【００８８】（３）Ａは、最後の平文ブロックの暗号化
が終了した時の疑似乱数生成器１１の内部変数の値ｘ
i+1(＝ｘ0＊2＊(i+1)mod Ｎ）の値を読み出し、次回Ｂ
と暗号通信するための新しい鍵（疑似乱数生成器のため
の初期値４’）ＫABとして保持手段９に秘密に保持す
る。例えば、ｓを“１０”とし、暗号化したい通信文が
“１５”の平文ブロックに分割できた場合には、暗号鍵
はｋ1 とｋ2 の２つが必要となる。ｋ1 とｋ2 の暗号鍵
は合わせて１１２ビットであるので、２乗演算を１３回
行う必要がある（１３（回）×９（ビット／回）＝１１
７（ビット）＞１１２（ビット））。この場合には、暗
号化終了時の疑似乱数生成器１１の内部変数の値はｘ13
（＝ｘ0＊2＊13mod Ｎ）であり、それを次回Ｂと暗号通
信するための新しい鍵ＫABとして保持手段９に秘密に保
持する。
【００８９】（４）Ｂは、通信文の暗号化が終了した時
の疑似乱数生成器１１の内部変数の値ｘi+1(＝ｘ0＊2＊
(i+1)mod Ｎ）の値を読み出し、次回Ａと暗号通信する
ための新しい鍵（疑似乱数成績１１のための初期値
４’）ＫABとして保持手段９に秘密に保持する。この手
順により、同じ通信相手と通信する場合にも、疑似乱数
生成器１１から同じ鍵系列が生成されることはなく、同
じ相手への暗号文でも暗号通信毎に異なる鍵系列で暗号
化されたものになり、ブロック暗号の安全性を向上させ
ることができる。
【００９０】前記手順の（１），（２）において、得ら
れた疑似乱数系列ＣＲAB＝ｂ1 ，ｂ 2 ，…を、演算器２
により前からＤＥＳ暗号の鍵のビット長（５６ビット）
ずつに区切り（それをｋ1 ，ｋ2 と表わす）、順にＤＥ
Ｓ暗号の鍵として用いるとしたが、演算器２によりＣＲ
ABをＤＥＳ暗号の鍵列に変換するための手法は、暗号通
信を行なうネットワークで共通なものであればどういう
手法でも良い。また、暗号通信を行なうネットワーク全
体で共通でなくても送受信者間で共通であれば良い。
【００９１】また、手順（３）において例として示した
ように、疑似乱数生成器１１で生成したビット数（１１
７ビット）が実際に暗号鍵ｋ1 ，ｋ2 として使用した疑
似乱数のビット数（１１２ビット）より多く、生成した
疑似乱数が余ることが考えられる。余った疑似乱数の処
理は、ネットワークで共通であればどんな処理を施して
も良い。例えば、余った疑似乱数を廃棄する手法があ
る。或は、廃棄せずに秘密に保管しておき、次回の同じ
相手との暗号通信の際に必要となる疑似乱数の一部とし
て使用することもできる。また、２乗演算の法Ｎは５１
２ビットとしたが、暗号学的に安全であれば何ビットで
もよい。また、手順（３），（４）において新しい鍵Ｋ
ABは暗号化が終了してからさらにｈ回（ｈは整数）２乗
演算を行った後の内部変数ｘi+1+h を、次回暗号通信を
行なうための新しい鍵ＫABとしてもよい。
【００９２】また、本実施の形態では、ブロック暗号と
してＤＥＳ暗号を用いたが、ＤＥＳ暗号に限らず、共通
鍵暗号であれば何でも用いることができ、例えば、ＦＥ
ＡＬ暗号を用いることもできる。また、ブロック暗号器
３として１つのＤＥＳ暗号器３０を用いたが、複数のＤ
ＥＳ暗号器を用いたりＤＥＳ暗号とＦＥＡＬ暗号を組み
合わせたりしてもよい。さらに暗合学的に安全な疑似乱
数生成のアルゴリズムとして２乗型疑似乱数を用いた
が、暗号学的に安全な疑似乱数生成アルゴリズムであれ
ばどのようなものでも用いることができ、例えば文献４
の８６項に示されているように、ＲＳＡ暗号，離散対
策，逆数暗号を用いたものも本発明の疑似乱数生成のア
ルゴリズムに用いることができる。
【００９３】＜実施の形態１と２との組み合わせ例＞本
実施の形態では、ブロック暗号の鍵の変更周期を速くす
ることに考慮した場合を示す。前記実施の形態２では、
疑似乱数系列ＣＲAB＝ｂ1 ，ｂ2 ，…を演算器２によ
り、前からブロック暗号の鍵のビット長ずつに区切り
（それをｋ1 ，ｋ 2 ，…と表わす）、順にブロック暗号
の鍵として用いた。しかし、本実施の形態によるＣＲAB
をＤＥＳ暗号の鍵列に変換するための手法は、暗号通信
を行なうネットワークで共通なものであればどういう手
法でも良いので、特にブロック暗号の鍵の変更周期を速
くする点を考慮した例を示す。
【００９４】前記実施の形態２の方式では、疑似乱数生
成器１１から出力された疑似乱数のビット数が、ブロッ
ク暗号の鍵のビット数に等しくなるまでブロック暗号の
鍵の更新は行わなかった。つまり、疑似乱数生成器１１
から各々はｊビットの疑似乱数がｂ1 ，ｂ2 ，…，ｂ
m ，ｂm+1 ，ｂm+2 ，…，ｂ2m，ｂ2m+1，ｂ2m+2，…，
ｂ3m，…と出力されていた場合に、ブロック暗号の鍵の
大きさが上と同じｍ×ｊビットであるとすると、次の様
になる。
【００９５】 ｋ1 ＝ｂ1 ，ｂ2 ，…，ｂm ｋ2 ＝ｂm+1 ，ｂm+2 ，…，ｂ2m ｋ3 ＝ｂ2m+1，ｂ2m+2，…，ｂ3m ： それに対し、本実施の形態では、疑似乱数生成器１１が
疑似乱数を生成する毎にブロック暗号の鍵の更新を行
う。つまり、疑似乱数生成器１１が疑似乱数ｂiを生成
すると、その時点のブロック暗号の鍵ｋk ＝ｂi-m ，ｂ
i-m+1 ，…，ｂi- 1 に対し、生成時点の最も古い疑似乱
数ｂi-m を除いて代わりにｂi を入れるという処理を演
算器１２が行う。この処理により、次のｍ×ｊビットの
ブロック暗号の鍵ｋk+1 を得る。ｂi を入れる位置は例
えば一番後に付け、全体としてシフトさせたような構成
にする方法がある。その場合、ｋk+1 ＝ｂi-m+1 ，ｂ
i-m+2，…，ｂi 、ｋk+2 ＝ｂi-m+2 ，ｂi-m+3 ，…，
ｂi+1 となる。
【００９６】つまり、前記説明した従来例に対して本実
施の形態による鍵更新を行うと、 ｋ1 ＝ｂ1 ，ｂ2 ，…，ｂm ｋ2 ＝ｂ2 ，ｂ3 ，…，ｂm+1 ｋ3 ＝ｂ3 ，ｂ4 ，…，ｂm+2 ： となる。このことにより、ブロック暗号の鍵の更新周期
を１／ｍに短くし、ブロック暗号の安全性を向上でき
る。
【００９７】本実施の形態では、演算器１２はｂi が入
力されると、その時点のブロック暗号の鍵ｋk ＝ｂ
i-m ，ｂi-m+1 ，ｂi-m+2 ，…，ｂi-1 の先頭のｊビッ
トｂi-mを取り除き、一番後にｂi を付け、ｋk+1 ＝ｂ
i-m+1 ，ｂi-m+2 ，…，ｂi を算出してブロック暗号の
鍵として出力するという処理を行うが、これは新たに得
た疑似乱数ｂi をブロック暗号の鍵の後ろに付け、ｊビ
ット文だけブロック暗号の鍵をシフトさせているのと同
じである。よって、この処理を行う演算器１２は図１９
に示すようなシフトレジスタ１２−１を用いて実現でき
る。シリアル入力／パラレル出力のシフトレジスタ１２
−１の先頭レジスタから順にブロック暗号の鍵のビット
列を格納しておき、ブロック暗号にはパラレル出力によ
り鍵を入力するとしておく。ブロック暗号の鍵８をｋk
＝ｂi-m ，ｂi-m+1 ，ｂi-m+2 ，…，ｂi-1 からｋk+1
＝ｂi-m+1 ，ｂi-m+2 ，…，ｂi に更新する時には、シ
リアル入力から新たな疑似乱数ｂi をｊシフトさせなが
ら入力する。先頭レジスタからは更新以前の鍵ｋk の先
頭ビットから取り除かれる。この構成の演算器２によ
り、本実施の形態で示したブロック暗号の鍵の更新が行
える。あるいは、シリアル入力／パラレル出力のシフト
レジスタ１２−１をｊ個用意し、疑似乱数生成器１１か
らｊビットの疑似乱数ｂi が出力されると、それぞれの
シフトレジスタ１２−１を１回シフトさせてそれぞれの
シフトレジスタ１２−１に１ビットずつ入力する構成に
よる演算器１２によっても本実施の形態で示したブロッ
ク暗号の鍵８の更新が行える。
【００９８】この様な鍵更新方式を用いた暗号方式にお
いても、通信文の暗号化が終了した時の疑似乱数生成器
１１の内部変数の値を次回の同じ相手との暗号通信する
ための新しい鍵（疑似乱数生成器のための初期値）とし
て秘密に保持することにより、暗号通信毎にブロック暗
号の鍵系列を変更することができる。前記実施の形態で
は、ブロック暗号としてＤＥＳ暗号を用いて説明した
が、ＤＥＳ暗号に限らず、共通鍵暗号であれば何でも用
いることができ、例えば、ＦＥＡＬ暗号を用いることも
できる。また、ブロック暗号器は１つのＤＥＳ暗号器を
用いたが、複数のＤＥＳ暗号器を用いたり、ＤＥＳ暗号
とＦＥＡＬ暗号を組み合わせたりしてもよい。
【００９９】さらに、暗号学的に安全な疑似乱数生成の
アルゴリズムとして２乗型疑似乱数を用いたが、暗号学
的に安全な疑似乱数生成アルゴリズムであればどのよう
なものでも用いることができ、例えば文献４の８６頁に
示されているように、ＲＳＡ暗号，離散対策，逆数暗号
を用いたものも、本発明の疑似乱数生成のアルゴリズム
に用いることができる。
【０１００】また、２乗演算の法Ｎのビット数ｎは５１
２ビットを例としたが、暗号学的に安全であれば何ビッ
トでもよい。なお、本発明は、複数の機器から構成され
るシステムに適用しても、１つの機器からなる装置に適
用してもよい。また、本発明の目的は、前述した実施形
態の機能を実現するソフトウェアのプログラムコードを
記録した記憶媒体を、システムあるいは装置に供給し、
そのシステムあるいは装置のコンピュータ（またはＣＰ
ＵやＭＰＵ）が記憶媒体に格納されたプログラムコード
を読出し実行することによっても、達成されることは言
うまでもない。
【０１０１】この場合、記憶媒体から読出されたプログ
ラムコード自体が前述した実施形態の機能を実現するこ
とになり、そのプログラムコードを記憶した記憶媒体は
本発明を構成することになる。プログラムコードを供給
するための記憶媒体としては、例えば、フロッピディス
ク，ハードディスク，光ディスク，光磁気ディスク，Ｃ
Ｄ−ＲＯＭ，ＣＤ−Ｒ，磁気テープ，不揮発性のメモリ
カード，ＲＯＭなどを用いることができる。
【０１０２】また、コンピュータが読出したプログラム
コードを実行することにより、前述した実施形態の機能
が実現されるだけでなく、そのプログラムコードの指示
に基づき、コンピュータ上で稼働しているＯＳ（オペレ
ーティングシステム）などが実際の処理の一部または全
部を行い、その処理によって前述した実施形態の機能が
実現される場合も含まれることは言うまでもない。
【０１０３】さらに、記憶媒体から読出されたプログラ
ムコードが、コンピュータに挿入された機能拡張ボード
やコンピュータに接続された機能拡張ユニットに備わる
メモリに書込まれた後、そのプログラムコードの指示に
基づき、その機能拡張ボードや機能拡張ユニットに備わ
るＣＰＵなどが実際の処理の一部または全部を行い、そ
の処理によって前述した実施形態の機能が実現される場
合も含まれることは言うまでもない。
【０１０４】
【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
疑似乱数生成器が疑似乱数を生成する毎にブロック暗号
の鍵の更新を行うことにより、ブロック暗号の鍵の更新
周期を短くし、ブロック暗号の安全性を向上できる。ま
た、本発明によれば、暗号学的に安全な疑似乱数系列に
よりブロック暗号の暗号鍵を随時更新する暗号方式に対
して、同じ通信相手への暗号文でも暗号通信毎に異なる
鍵系列で暗号化されたものにし、ブロック暗号の安全性
を向上させることを可能にした。
【０１０５】さらに、本発明を用いれば、暗号学的に安
全な疑似乱数に基づいて暗号通信毎の鍵を生成でき、さ
らに、暗号鍵更新のための通信無しで鍵を変更すること
を可能にできる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本実施の形態によるブロック暗号の鍵列の例を
示す図である。
【図２】本実施の形態によるブロック暗号鍵の更新の模
式を示す図である。
【図３】共通鍵暗号通信ネットワークの例を示す図であ
る。
【図４】本実施の形態による通信端末の例を示す図であ
る。
【図５】シフトレジスタによる本実施の形態の演算器の
構成例を示す図である。
【図６】レジスタによる本実施の形態の演算器の構成例
を示す図である。
【図７】ＲＯＭによる本実施の形態の演算器の構成例を
示す図である。
【図８】暗号学的に安全な疑似乱数によるブロック暗号
の鍵を随時更新する方式を説明する図である。
【図９】疑似乱数生成器の構成例を示す図である。
【図１０】ブロック暗号の仕様を示す図である。
【図１１】従来例によるブロック暗号鍵の更新の模式を
示す図である。
【図１２】従来例によるブロック暗号の鍵列を示す図で
ある。
【図１３】本実施の形態による通信用端末を説明するた
めの図である。
【図１４】本実施の形態による疑似乱数生成器の例を示
す図である。
【図１５】本実施の形態による暗号通信の例を示す図で
ある。
【図１６】２乗型疑似乱数を用いた本実施の形態による
疑似乱数生成器の例を示す図である。
【図１７】２乗型疑似乱数生成器を用いた本実施の形態
による暗号通信を説明するための図である。
【図１８】２乗型疑似乱数生成器とＤＥＳ暗号を用いた
本実施の形態による暗号通信を説明するための図であ
る。
【図１９】本実施の形態による疑似乱数生成器とシフト
レジスタを用いた演算器との組み合わせの例を示す図で
ある。
【符号の説明】
１，１１ 疑似乱数生成器 ２，１２ 演算器 ２−１ シフトレジスタ ２−２ レジスタ ２−４ ＲＯＭ ２−５ 排他的論理物 ３ ブロック暗号器 ３０ ＤＥＳ暗号器 ４，４’ 初期値（ＫAB） ５ 平文ブロック例（Ｍuv） ６ 暗号文ブロック列Ｋｕ（Ｍuv） ７ 疑似乱数（ＣＲAB） ８，１８ ブロック暗号の鍵 ９ 保持手段 １５０，１６０ 通信用端末

Claims (15)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 暗号化及び復号のための鍵列を更新しな
    がら暗号通信を行う共通鍵暗号通信方法において、 予め加入者間で固有かつ秘密の共通鍵を共有し、 該共通鍵に基づいて疑似乱数を生成し、 複数の前記疑似乱数に基づいて鍵列を作成し、 前記疑似乱数が生成される毎に、前記鍵列を更新するこ
    とを特徴とする共通鍵暗号通信方法。
  2. 【請求項２】 前記疑似乱数は前記共通鍵を内部変数の
    初期値として生成され、暗号通信の終了時における内部
    変数を次回の共通鍵として記憶する行程を更に備えるこ
    とを特徴とする請求項１記載の共通鍵暗号通信方法。
  3. 【請求項３】 暗号化及び復号のための共通の鍵列を更
    新しながら暗号通信を行う共通鍵暗号通信方法におい
    て、 予め加入者間で固有かつ秘密の共通鍵を共有し、 該共通鍵を内部変数の初期値として疑似乱数を生成し、 複数の前記疑似乱数に基づいて鍵列を作成し、 暗号通信の終了時における内部変数を次回の共通鍵とし
    て記憶することを特徴とする共通鍵暗号通信方法。
  4. 【請求項４】 前記疑似乱数発生は、２乗型乱数、ＲＳ
    Ａ暗号、離散対数、逆数暗号から選ばれることを特徴と
    する請求項１乃至３のいずれか１つに記載の共通鍵暗号
    通信方法。
  5. 【請求項５】 暗号化及び復号を行う暗号手段と、 予め加入者間で共有された固有かつ秘密の共通鍵に基づ
    いて、暗号学的に安全な疑似乱数系列を生成する疑似乱
    数生成手段と、 前記疑似乱数発生器の出力を前記暗号器の鍵列に変換す
    る演算手段であって、前記疑似乱数が入力される毎に鍵
    列を更新する演算手段とを備えることを特徴とする通信
    端末装置。
  6. 【請求項６】 前記演算手段は、前記疑似乱数発生器の
    出力をシフト入力とするシフトレジスタからなることを
    特徴とする請求項５記載の通信端末装置。
  7. 【請求項７】 前記演算手段は、前記疑似乱数発生器の
    出力を入力とするアドレッシング可能なレジスタからな
    ることを特徴とする請求項５記載の通信端末装置。
  8. 【請求項８】 前記演算手段は、前記疑似乱数発生器の
    出力を入力とする複数のＲＯＭと該複数のＲＯＭの出力
    を論理演算する演算器とからなることを特徴とする請求
    項５記載の通信端末装置。
  9. 【請求項９】 前記疑似乱数生成手段は前記共通鍵を内
    部変数の初期値として疑似乱数を発生し、暗号通信の終
    了時における内部変数を次回の共通鍵として保持する保
    持手段を更に備えることを特徴とする請求項５記載の通
    信端末装置。
  10. 【請求項１０】 暗号化及び復号を行う暗号手段と、 予め加入者間で共有された固有かつ秘密の共通鍵を内部
    変数の初期値として、暗号学的に安全な疑似乱数系列を
    生成する疑似乱数生成手段と、 前記疑似乱数発生器の出力を前記暗号器の鍵列に変換す
    る演算手段と、 暗号通信の終了時における内部変数を次回の共通鍵とし
    て保持する保持手段とを備えることを特徴とする通信端
    末装置。
  11. 【請求項１１】 前記疑似乱数発生は、２乗型乱数、Ｒ
    ＳＡ暗号、離散対数、逆数暗号から選ばれることを特徴
    とする請求項５乃至１０のいずれか１つに記載の通信端
    末装置。
  12. 【請求項１２】 暗号化及び復号を行う暗号手段と、 予め加入者間で共有された固有かつ秘密の共通鍵に基づ
    いて、暗号学的に安全な疑似乱数系列を生成する疑似乱
    数生成手段と、 前記疑似乱数発生器の出力を前記暗号器の鍵列に変換す
    る演算手段であって、前記疑似乱数が入力される毎に鍵
    列を更新する演算手段とを備える通信端末を用いて暗号
    通信を行うことを特徴とする通信ネットワーク。
  13. 【請求項１３】 前記疑似乱数生成手段は前記共通鍵を
    内部変数の初期値として疑似乱数を発生し、前記通信端
    末は、暗号通信の終了時における内部変数を次回の共通
    鍵として保持する保持手段を更に備えることを特徴とす
    る請求項１２記載の通信ネットワーク。
  14. 【請求項１４】 暗号化及び復号を行う暗号手段と、 予め加入者間で共有された固有かつ秘密の共通鍵を内部
    変数の初期値として、暗号学的に安全な疑似乱数系列を
    生成する疑似乱数生成手段と、 前記疑似乱数発生器の出力を前記暗号器の鍵列に変換す
    る演算手段と、 暗号通信の終了時における内部変数を次回の共通鍵とし
    て保持する保持手段とを備える通信端末を用いて暗号通
    信を行うことを特徴とする通信ネットワーク。
  15. 【請求項１５】 前記疑似乱数発生は、２乗型乱数、Ｒ
    ＳＡ暗号、離散対数、逆数暗号から選ばれることを特徴
    とする請求項１２乃至１４のいずれか１つに記載の通信
    ネットワーク。
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