JPS603655B2 - 機密保護デ−タ・フアイル作成方法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 本発明の背景 本発明は複数ドメィン・データ処理システムにおける暗
号ファイル機密保護法に関し、更に具体的には複数ドメ
ィン・データ処理システムの各ドメィンにある上位シス
テムがデータ機密保護装置を含み、このデータ機密保護
装置がデータ・ファイルの作成及び復元にあたって暗号
動作を実行し、１つのドメィンにある第１上位システム
で作られたデータ・ファイルが他のドメィソにある第２
上位システムで復元される場合のファイル機密保護法に
関する。

ファイル、プログラム、ハードウェア等のシステム源（
ｓｙｓにｍｒｅｓｏｍｃｅ）を共用するコンピュータ端
末使用者が益々増加し、分散形システム及び遠隔通信が
益々使用されるに及び、コンピュータ・ベース情報シス
テムは益々大型に且つ複雑になってきた。

このようなシステムでは、データ・ファイル上に長時間
にわたって記憶される重要データの数が増加している。
データ・ファイルがあまりにも長時間にわたって保存さ
れるならば、それが権限のない者によってアクセスされ
る可能性が増大する。暗号方式は、データが記憶されて
いる媒体ではなくデータ自体を保護する点で、有効なデ
ータ機密保護手段であることが認識されてきている。暗
号方式は生文又は平文と呼ばれるメッセージ・データを
暗号文と呼ばれる不可解なデータへ暗号化し、又は暗号
文と生文（平文）へ解読することに関する。

暗号化／解読の変換は、暗号キーに従って制御される暗
号機能又はアルゴリズムによって実行される。暗号キー
は生文（平文）と暗号文との間に存在する多くの可能な
関係から１つの関係を選択する。先行技術において、デ
ータ処理システムにおけるデータ機密保護を改善する各
種のアルゴリズムが開発されてきた。このようなアルゴ
リズムの例は米国特許第３７９６８３び号、同第３７９
８３５計号に説明されている。米国特許第３９５８０８
１号にはデータ処理システムにおけるデータ機密保護を
達成する新しいアルゴリズムが説明されている。このァ
ルゴリズムはデータ暗号化標準アルゴリズムとして米国
標準局により採用され、その詳細は連邦情報処理標準刊
行物（ｔｈｅＦｅｄｅｒａｌＩｎｆｏｒｍａｔｊｏｎ
Ｐｒｏｃｅｓｓｌｎｇ Ｓねｎｄａｒ
ｄｓＰ肋ｌｉｃａｔｊｏｎ、Ｊａｎ雌ｒｙ１５、１９７
７、ＦＩＰＳＰＵＢ４６）に説明されている。データ処
理システムは１台の上位システムから構成されてよく、
この上位システムは上位プロセッサ、上位メモリ、チャ
ネルを含み、且つ上位プログラム、構内設置の端末装置
及びデータ・ファイル等の付属資源を含む。

上位システムのドメィン（ｄｏｍａｉｎ）は、上位シス
テムによって知られ且つ管理される資源群と考えてよい
。データ処理システムにおける暗号ファイル機密保護は
、比較的長時間の間記憶媒体に記憶され、又はデータ処
理システムの環境外へ特出されるポータブル形記憶媒体
に記憶されたデ−夕・ファイルの保護を問題とする。先
行技術の暗号ファイル機密保護装置では、重要データが
記憶媒体に記憶される時、上位システムに設けられた暗
号装置が起動されて、使用者にのみ知られた暗号キーを
使用してデータを暗号化し、この暗号化されたデータ・
ファイルが記憶媒体へ書込まれる。暗号化されたデータ
・ファイルは後のデータ処理動作のために謙出されて解
読されねばならないから、解読動作に同一の暗号キーを
使う必要がある。従って、ファイルの機密保護はひとえ
に暗号キーの機密保護にかかっている。何故ならば、デ
ータ・ファイルを暗号化するのに使用した暗号キーの知
識がなければ、権限の無い者が暗号化されたデータ・フ
ァイルだけを複写したりそれを盗んだりしても役に立た
ないからである。従って、ファイルの機密保護はひとえ
に暗号キーを秘密に保つための使用者の知識及び行為に
かかっている。もし記憶された情報が多くの使用者によ
って共用されるならば、そのデータ・ファイルの機密性
は弱められる。もし暗号キーを特に長時間にわたってシ
ステム内に記憶しておく場合、その適当な保護を確実に
するために、管理されたアクセス方法を考えておかねば
ならない。暗号キーが権限の無いものに知られたり、暗
号化されたデータ・ファイルが盗まれたり、その複写が
作られたりした場合、全体として機密保護が失われ、そ
のデータ・ファイルは暗号装置を有するデータ・プロセ
ッサを使用して複元できることになる。データ処理シス
テムの規模が大きくなるにつれて、他の上位システムが
付加され、各上位システムが処理システムの一部又はド
メインを形成している付属資源群の知識を有しそれらを
管理する複数ドメィン処理システムへ拡張されるに至る
。

複数ドメイン処理システムの規模が大きくなるにつれて
、ポータブル形記憶媒体が益々使用されるようになり、
複数ドメィン処理システムの１つのドメィンにある上位
システムで作られたデータ・ファイルが特出されて、他
のドメインにある上位システムで復元されるようになっ
た。１つのドメィンから他のドメインへ搬送されるポー
タブル形記憶媒体の数は益々多くなってきているために
、そのようなデータ・ファイルに対してファイル機密保
護を与える必要性が益々高まっている。

本発明の目的は、複数ドメィン・データ処理システムの
１つのドメインで作られ、他のドメインで復元されるデ
ータ・ファイルに対してファイル機密保護を与えること
である。

本発明の他の目的は、第１の上位システムによって、作
られ、第２の上位システムによって復元されるデータ・
ファイルの機密保護を維持することである。

本発明の他の目的は、第１の上位システムにデータ・フ
ァイルを作る暗号装置を設け、そのデー夕・ファイルを
第２の上位システムで秘密裏に復元することである。

本発明の他の目的は、第１の上位システムにデータ・フ
ァイルを作るため機密保護上位キーの制御下で動作する
暗号装置を設け、データ・ファイルを作成した第１上位
システムの上位キーを第２の上位システムに知らせるこ
となく、第２上位システムでデータ・ファイルを復元す
ることである。

．本発明の他の目的は、データ処理システムの異った
ドメィンにある上位システム間でデータ・ファイルのド
メィン間ファイル通信を可能とするク。

ス・ドメィン・キーを提供することである。本発明の他
の目的は、データ・ファイルを作成する上位システム及
びデータ・ファイルを復元する上位システムによって知
られるクロス・ドメイン・キーを提供することである。
本発明の他の目的は、クロス・ドメィン・キーを上位キ
ー暗号化キーの下で保護することにより、クロス・ドメ
ィン・キーの機密保護を維持することである。

本発明の他の目的は、データ・ファイルを作成する上位
システムのキー暗号化キーの下でクロス・ドメィン・キ
ーを保護することであり、データ・ファイルを復元する
上位システムの異つたキー暗号化キーの下でクロス・ド
メイン・キーを保護することである。

本発明の他の目的は、他の上位システムで復元されるデ
ータ・ファイルを作成する時に使用されるクロス・ドメ
ィン・キーを第１上位キー暗号化キーによって保護し、
他の上位システムで作成されたデータ・ファイルを復元
する時に使用されるクロス・ドメイン・キーを第２上位
キー暗号化キーによって保護することである。

本発明の他の目的は、複数ドメィン・データ処理システ
ムの１つのドメィンで機密保護データ・ファイルを作成
し、それをシステムの他の特定のドメィンでのみ復元可
能にすることである。

本発明の他の目的は、複数ドメィン・データ処理システ
ムの１つのドメィンで作成される機密保護データ・ファ
イルのためにファイル復元キーを提供することであり、
それによってシステムの他のドメィンにおいて機密保護
データ・ファイルの復元を可能とすることである。本発
明の他の目的は、ファイル復元キーを機密保護データ・
ファイルの見出し（ヘッダ‐）情報として与えることで
ある。

本発明の他の目的は、機密保護データ・ファイルのファ
イル復元キーを私的キーとして維持することである。

本発明の他の目的は、機密保護データ・ファイルを得る
ためにファイル・データを操作キーの下で暗号化し、上
記データ・ファイルのためにファイル復元キーを与える
ことである。

この復元キーは複数ドメィン・データ処理システムの異
つたドメインにおいて知られたクロス・ドメィン・キー
の下で暗号化された操作キーを含む。本発明の他の目的
は、複数ドメィン・データ処理システムの１つのドメイ
ンにある上位システムで作成された機密保護データ・フ
ァイルのためにファイル復元キーを作り、他のドメィン
にある上位システムで機密保護データ・ファイルを復元
できるような不可逆的変換機能を与えることである。

本発明の他の目的は、複数ドメィン・データ処理システ
ムの１つのドメインにある上位システムで機密保護デー
タ・ファイルを復元するための第１のファイル復元キー
を作り、他のドメィンにある上位システムでデータ・フ
ァイルを復元するための第２のファイル復元キーで上記
第１復元キーを置換することである。

本発明の他の目的は、データ処理システムの異つたドメ
ィンにある上位システムの間で私的データ・ファイルの
ドメイン間ファイル伝達を可能とする私的クロス・ドメ
イン・キーを提供することである。

本発明を使用した複数ドメィン・データ処理システムに
おいて、各ドメィンは一体化したデータ機密保護装置を
有する上位システムと付属データ・ファイルとを含み、
上位システム及び付属データ・ファイル間で暗号データ
伝送が可能である。

上位システムのデータ機密保護装置は、マスタ・キーを
記憶するメモリと、入力データを暗号キーの下で暗号化
して暗号化された出力データを発生する暗号装置とを含
む。１つのドメィンにある上位システムと他のドメィン
にある上位システムとの間でドメィン間ファイル通信を
行うために、各上位システムの上位データ機密保護装置
は乱数を発生する。

この乱数は、２つの上位システム間でドメイン間ファイ
ル通信を行うためのクロス・ドメィン・キーとして定義
され、秘密裏に他の上位システムへ伝達される。上位シ
ステムで発生されたクロス・ドメイン・キーは、その上
位システムで第１キー贈号化キーの下で暗号化されるこ
とによって保護され、送信クロス・ドメィン・キーとし
て暗号形式で記憶される。一方、他の上位システムから
受取られたクロス・ドメィン・キーは受取った上位シス
テムで第２キー暗号化キーの下で暗号化されることによ
って保護され、受信クロス・ドメィン・キーとして暗号
形式で記憶される。１つのドメインにある上位システム
でデー夕・ファイルが作成され、他のドメィンにある上
位システムでそれが復元される時、ファイルを作成する
上位システムの上位データ機密保護装置は乱数を発生し
、この乱数はその上位システムの上位マスタ・キーの下
で暗号化された一次ファイル・キーとして限定される。

次いで、ファイルを作成する上位システムのデータ機密
保護装置は、暗号化された送信クロス・ドメィン・キー
及び暗号化された一次ファイル・キーに従って変換動作
を実行し、一次ファイル・キーを上位マスタ・キーの下
における暗号から送信クロス・ドメィン・キーの下にお
ける暗号へファイル復元キーとして再暗号化する。この
ファイル復元キーは他のドメィンにある上位システムで
データ・ファイルを復元するために使用される。次いで
、ファイルを作成した上位システムのデータ機密保護装
置は、上位マスタ・キーの下で暗号化された一次ファイ
ル・キー及び上位システムの生文に従って暗号動作を実
行し、一次ファイル・キーの下で暗号化された生文（上
位システム暗号文）をデータ・ファイルとして形成する
。ファイル復元キーはへッダー（見出し）情報として与
えられるか、又はデータ・ファイルのための私的キーと
して維持されてよい。他のドメィンのファイル受信上位
システムでデータ・ファイルを復元する時、受信上位シ
ステムのデータ機密保護装置は、一次ファイル・キーを
送信クロス・ドメィン・キーの下における暗号から受信
上位システムの上位マスタ・キーの下における暗号へ再
暗号化するために、受信上位システムに記憶された暗号
化済み受信クロス・ドメィン・キーと、ヘツダー情報と
して得られるか又は私的キーとして入力されたファイル
復元キーに従って変換機能を実行する。次いで、受信上
位システム・データ機密保護装置は、生の形の暗号文を
得るために、受信上位システム・マスタ１キーの下で暗
号化された一次ファイル・キーと暗号文データ・ファイ
ルとに従って解読動作を実行する。複数ドメイン・デー
タ処理システムにおいて多様なファイル機密保護を与え
る他の構成も可能である。

そのような機密保護の応用例において、ファイルを作成
する上位システムはその上位システムでデータ・ファイ
ルを復元するための第１ファイル復元キーを有する機密
保護データ・ファイルを作成する。その場合、第１ファ
イル復元キーを議出しそれを他のドメインにある上位シ
ステムでデータ・ファイルを復元させるための第２ファ
イル復元キーで置換する構成が設けられる。更に、既定
の私的クロス・ドメィン・キーを使用して私的データ・
ファイルの機密保護を達成する構成が設けられる。概説 緒言 データ処理システムは上位システム及び上位プログラム
、構内設置の端末装置、二次記憶ファイルの如き付属資
源から構成されてよい。

データ処理システムの規模が大きくなるにつれて、他の
上位システムが付加され、各上位システムが処理システ
ムの一部又はドメィンを形成する付属資源群の知識を有
しそれを管理するような複数ドメィン処理システムへ拡
張されるに至る。そのようなシステムの規模が大きくな
ると、ポータブル形記憶媒体が益々使用されるようにな
り、１つのドメィンにある上位システムで作られたデー
タ・ファイルが他のドメィンにある上位システムへ搬送
されそこで復元されるようになる。１つのドメィンから
他のドメィンへ搬送されるポータブル形記憶媒体の数が
増加するにつれて、そのようなデータ・ファイルへ機密
保護を与える必要性が高まってきた。

暗号方式はデータが記億されている媒体ではなくデータ
自体の秘密性及び完全性を保障する点で、ファイル機密
保護の有効な手段である。第１図は代表的な複数ドメィ
ン・データ処理システムにおける暗号方式を示す。大部
分の実用的暗号システムは２つの基本的な要素を必要と
する。

それは生文を暗号文へ変換（暗号化）し、又は暗号文を
生文へ変換する（解読）する。ステップを指定する１組
の規則（暗号アルゴリズム）と暗号キーである。暗号キ
ーは生文と暗号文との間に存在する多くの可能な関係の
中から１つの関係を選択するために使用される。データ
処理システムにおけるデータ機密保護を改善するため、
先行技術において各種の暗号アルゴリズムが開発されて
きた。そのようなアルゴリズムの１つは米国特許第３９
５８０８１号に説明されており、米国連邦データ処理標
準として前記の連邦情報処理標準出版物に記載されてい
る。本発明はこのアルゴリズムのハードウェア実施例を
使用する。暗号アルゴリズムは５６ビット暗号キーの制
御の下で６４ビット・ブロックの生文を６４ビット・ブ
ロックの暗号文へ変換（暗号化）し、同一の５６ビット
暗号キーの制御の下で６４ビット・ブロックの暗号文を
元の６４ビット・フロックの生文へ変換（解読）する。
解読プロセスは暗号化プロセスの逆である。この暗号プ
ロセスの有効性は、暗号プロセスで使用される暗号キー
の選択法及び管理法に依存する。データ又は暗号キーを
暗号化又は解読するアルゴリズムを特定化するため、実
際に暗号プロセスで使用される暗号キーは作業キーと呼
ばれ、暗号装置によってのみアクセス可能である。これ
から説明する暗号キーは、実行される暗号動作に従って
異つた時点で作業キーとなる。暗号システムで使用され
る暗号キーには、基本的に２つのカテゴリーがある。１
つは操作キー（ＫＯ）であり、他の１つはキー暗号化キ
ー（ＫＥＫ）である。

操作キーはデータ暗号化キーとも呼ばれ、データを暗号
化したりするのに使用これ、キー暗号化キーは暗号キー
を暗号化したり解読したりするのに使用される。２つの
基本的なカテゴリーの中で、各種のクラス及びタイプの
暗号キーが定義される。

データを暗号化する暗号キー（操作キー）の中で、デー
夕・ファイルに記憶されるデータを保護するものは一次
ファイル・キーと呼ばれるクラスのキーである。一次フ
ァイル・キーの１つのタイプとして、システムによって
発生され時間によって変化し、ファイル作成上位システ
ムのキー暗号化キ−の下で暗号化されてダイナミックに
作られるキーがある。そのキーはシステム・ファイル・
キー（ＫＦ）と呼ばれる。端末使用者には知られている
が、システムには知られていない私的プロトコル（ｐｒ
ｏｔｗｏｌ）を使用する私的暗号システムにおいては、
ファイル機密保護を与える他のタイプの−次ファイル・
キー（私的キー）が使用されてよい。このキーは私的プ
ロトコルによって決定された持続時間だけ存在し、私的
システム・ファイル・キー（ＫＦＰ）と呼ばれる。キー
暗号化キーのカテゴリーの中には、２つのサブカテゴリ
ーがある。

即ち、一次キー暗号化キー及び二次キー暗号化キーであ
る。一次キー暗号化キーの中で、暗号キーを暗号化する
ため上位システムで使用されるクラスのキーはシステム
・キーと呼ばれる。システム・キーの１つは、上位シス
テムで実際に使用されているシステム・ファイル・キー
を保護するために使用され、上位マスタ・キー（ＫＭＨ
）と呼ばれる。二次キー暗号化キーのサブカテゴリーに
入る暗号キーの中で、暗号キーを保護するために使用さ
れるものは二次ファイル・キーと呼ばれるクラスのキー
である。データ・ファイルを作成する上位システムで、
そのデータ・ファイルの復元に使用されるファイル復元
キーを作っている時、システム・ファイル・キーを保護
するために使用されるクラスのキーに２つのタイプがあ
り、それがシステムによって発生される時、システム二
次ファイル・キー（ＫＮＦ）と呼ばれ、それが既定の私
的キーとして与えられる時、私的二次ファイル・キー（
ＫＮＦＰ）と呼ばれる。

複数ドメィン処理システムの１つのドメインにある上位
システムによって作成されデータ・ファイルを復元させ
るファイル復元キーであって、他のドメィンにある上位
システムによって使用されるものを作る時、システム・
ファイル・キーを保護するために使用される二次ファイ
ル・キーは他に２つのタイプを含む。即ち、システムに
よって発生されるタイプのキーはクロス・ドメィン・キ
ー（ＫＮＥｊｋ）と呼ばれ、既定の私的キーとして与え
られるタイプのキーは私的クロス・ドメィン・キー（Ｋ
ＮＦＰｊｋ）と呼ばれる。これまで定義した各種の暗号
キーは次の表でカテゴリー、クラス、タイプ、使用法に
要約」れている。暗号キーの発生、伝達、登録及び管理 暗号キーの発生は暗号システムに必要な暗号キーの作成
を行うプロセスである。

キー発生はシステム・キー、一次及び二次ファイル・キ
ーの指定を含む。上位マスタ・キーは一次暗号化キーで
あり、上位システム暗号機構の中に生の形で存在するこ
とを要する唯一のキーである。

上位マスタ・キーは一般的に長時間の間変化しないので
、このキーをランダムに選択するにあたっては十分の注
意が必要である。ランダムな選択法としては、貨幣を投
げその表又は裏によってビット値０及び１を決定してよ
く、サィコロを投げその偶数又は奇数によってビット値
０及び１を決定してもよい。貨幣又はサイコロによって
決定された数値はパリティ調整されたディジットへ変換
される。上位システム中に記載され又はその外へ送られ
る暗号キーを暗号化することによって、全体的な機密保
護が高められ、贈号キーの秘密性は単一の上位マスタ・
キーを秘密にすることによって保障される。上位マス夕
・キーの秘密性は、上位マスタ・キーを唯１度だけ不揮
発性のマスタ・キー・メモリへ記憶することによって保
たれてよい。上位マス夕・キーが１度登録されると、そ
れは暗号化されたキーを内部的に解読するために暗号装
置によって使用され、解読されたキーは後の暗号化／解
読動作で作業キーとして使用されてよい。上位マスタ・
キーの登録は手敷スイッチ・ダイヤル、手動キー・ェン
トリィ装置等を使用する直接的手動ェントリィ・プロセ
スによってなされてよい。他方、間接的ェントリィ方法
を用いて、機密保護責任者によってのみアクセス可能な
機密保護ロケーション（金庫又は金庫室など）に保管さ
れた磁気カード又は磁気テープなどの不揮発性媒体から
上位マスタ・キーを入れてもよい。他の代替的な間接的
ェントリイ方法として、キーボード・ェントリィ装置を
使用してもよい。もっともこの方法は人間によるエラー
を受けやすい。初期設定の時点で、どのような間接的方
法が選択されるにせよ、上位マスタ・キーは上位メモリ
へ書込まれてそこに一時的に記憶され、次いでマスタ・
キー・メモリへ転送され、その後上位メモリのェントリ
ィが消去されるので、暗号機構によってのみアクセス可
能な唯１つのキーの複写が存在することになる。二次フ
ァイル・キーは暗号化キーであるが、データ処理ネット
ワークには多くのデータ・ファイルが付属しているので
、使用者が各種のランダム試行を用いてこれらのキーを
発生することは実際的でないし慎重とも云えない。従っ
て、上位マスタ・キーの外に他の暗号キーをも作るとい
うシステム責任者の負担を軽減するために、上位システ
ム暗号装置を擬似乱数発生器として使用し、ネットワー
クの各種データ・ファイルのために使用される二次ファ
イル・キーを発生することができる。システムによって
発生される二次ファイル・キーではなく私的二次ファイ
ル・キーを設定するため、オフ・ライン装置が端末使用
者によって使用されてよい。クロス・ドメィン・キーは
二次ファイル・キーとして使用される二次キー暗号化キ
ーであり、複数ドメィン・データ処理システムの１つの
ドメインにある上位システムで発生されたシステム・フ
ァイル・キーを他のドメィンにある上位システムへ伝送
してそこで復元するために使用される。擬似乱数発生器
として使用される送信上位システム暗号装置は、システ
ム二次ファイル・キーを発生する場合と同じように、ク
ロス・ドメィン・キーを発生するために使用できる。複
数ドメィン通信ネットワークには多くの上位システムが
相互接続されているから、１つの上位システムと他の上
位システムとの間のドメイン間ファイル通信のために別
個のクロス・ドメィン・キーを発生することが必要であ
る。システムによって発生されるクロス・ドメィン・キ
ーの外に私的クロス・ドメィン・キーを設定するため、
オフ・ライン装置が端末使用者によって使用されてよい
。いずれの場合にも、システム発生又は私的クロス・ド
メィン・キーは、その生の形を１つの上位システムから
他の上位システムへ秘密裏に伝達されねばならない。こ
れはキーを特別の使者、書留郵便、電話等によって伝達
することによってなされる。伝達の途中で、悪意の第三
者がそのキーを知る可能性は、キーの別個の部分を異つ
た通路で送り、それを目的地で結合することによって少
なくされる。システム発生又は私的クロス・ドメィン・
キーを生の形で１度正しく受取った後は、その機密を維
持することが必要となる。それを達成する方法は後に説
明する。クロス・ドメィン・キーが保護された形で１度
受信上位システムへ登録されると、それは送信上位シス
テムからファイル復元キーとして伝達された暗号化済み
システム・ファイル・キーを受信上位システムで使用可
能な形へ内部的に変換して暗号動作を実行するために、
受信上位システムによってのみ使用される。使用される
暗号アルゴリズムは秘密でないので、暗号システムかち
得られる保護の程度は、究極的には暗号キーの秘密性‘
こ依存する。従って、キー管理の目的は次のようなもの
である。‘１１暗号キーは最初に伝達され登録され又は
予備又は復元のために金庫、金庫室等の安全な場所に保
管される場合を除いて、生の形を暗号装置の外へ出して
はならない。■ルーチン的に記憶され、又はシステム中
を送られ、又はシステムから譲導される暗号値を使用す
る如何なる暗号動作又はその組合せも、生のキーを暗号
装置の外部で復元させるものであってはならない。上記
の第１の目的を満足させるため、もしシステム発生の二
次ファイル・キーが上位システムで記憶されるのであれ
ば、それは他のキーの下で暗号化されることにより保護
されねばならない。従って、キーを生の形で露出させな
いようにするため、本発明においては複数マスタ・キー
法が採用され、上位マスタ・キー（ＫＭＨＯ）の変形（
ＫＭＨ２）であってもよい第２マスタ・キーがマスタ・
キー暗号化（ＥＭＫ２）機能によって二次ファイル・キ
ーを暗号化するために使用される。

ＥＭＫ２機能については後に詳説する。本発明の実施例
において、上位マスタ・キーのみが生の形で暗号装置中
に存在する。従って、ＥＭＫ２機能が実行される時、上
位マスタ・キーはマスタ・キー・メモリから読出され、
読出された上位マスタ・キーの或るビットが選択的に反
転されて、二次ファイル・キーを暗号化するための変形
キーＫＭＨ２が誘導される。上位マスタ・キーの変形の
下で暗号化された二次ファイル・キーは、暗号動作で必
要とされる時まで暗号データ・セット中に記憶されてよ
く、かくて如何なるキーも生の形で現われないというキ
ー管理の第１の目的が達成される。ここで注意すべきは
、上位マスタ・キーとその変形との関係（どのビットが
反転されるかということ）は知られているが、暗号アル
ゴリズムが複雑であり、上記の関係を利用して有用なキ
ー情報へ到達する方法がないために、暗号能力は弱めら
れることがないことである。複数ドメィン・データ処理
システムの場合、ネットワークの他のドメインにある上
位システムとドメイン間ファイル通信を行うために、１
つのドメィンにある上位システムで発生されたクロス・
ドメイン・キーは他のドメインにある上位システムへ秘
密裏に伝達されるが、上記他のドメインから上記１つの
ドメィンに対しても同様の事が起るので、一対のクロス
・ドメイン・キーが２個の上位システムの間で共有され
ることになる。

１つのドメィンにある上位システムで発生されたクロス
・ドメィン・キーは当該１つのドメィンについては送信
クロス・ドメィン・キーと呼ばれ、他のドメィンについ
ては受信クロス・ドメィン‘キーと呼ばれる。

これに対し、他のドメィンにある上位システムで発生さ
れたクロス・ドメィン・キーは当該他のドメィンについ
ては送信クロス・ドメィン・キーと呼ばれ、上記１つの
ドメィンについては受信クロス・ドメィン・キーと呼ば
れる。従って各上位システムは、ネットワークの他の上
位システムとの間でドメイン間ファイル通信を行うため
に、２個のクロス・ドメィン・キーを記憶しなければな
らない。１つのクロス・ドメイン・キーはその上位シス
テムが発生したものであって、送信クロス・ドメィン・
キーと呼ばれ、他のクロス・ドメィン・キーは他の上位
システムから受取ったものであって、受信クロス・ドメ
ィン・キーと呼ばれる。これら一対のクロス・ドメイン
・キーは各上位システムで記憶されるから、生の形で露
出されないよう保護されねばならない。これはシステム
二次ファイル・キーの場合と同じように、それらを他の
キーの下で暗号化することによって達成される。送信上
位システムによって発生された送信クロス・ドメィン・
キーはＲＦＭＫ機能と呼ばれる特権変換プロセスで使用
され、そのプロセスでシステム・ファイル・キーが上位
マスタ・キーの下における暗号から送信クロス・ドメィ
ン・キーの下における暗号へ再暗号化されて、受信上位
システムでデータ・ファイルを復元するためのファイル
復元キーとなる。

ＲＦＭＫ機能については後に詳説する。受信上位システ
ムにおいて、受信クロス・ドメィン・キーは、受信した
システム・ファイル・キーを受信クロス・ドメイン・キ
ーの下における暗号から受信上位マスタ・キーの下にお
ける暗号へ再暗号化するため、ＲＴＭＫ機能と呼ばれる
異ったタイプの特権変換プロセスで使用される。この機
能については後に詳説する。暗号処理の点から見て強力
なキー管理を達成するために、これらの特権変換プロセ
スは単一方向性でなければならない。即ち、変換プロセ
スは送信上位システムで不可逆的であり、受信上位シス
テムでのみ解読可能でなければならない。本発明におい
て、単一方向性は複数マスタ・キー法によって達成され
る。その場合、送信上位マスタ・キーＫＭＨＯの第１変
形ＫＭＨＩであってもよい第１キー暗号化キーが、マス
タ・キー暗号化（ＥＭＫＩ）機能によって送信クロス・
ドメィン・キーを暗号化するために使用され、送信上位
マスタ・キーＫＭＨＯの第２変形ＫＭＨ２であってもよ
い第２キー暗号化キーが、マスタ・キー暗号化（ＥＭＫ
２）機能によって受信クロス・ドメィン・キーを暗号化
するために使用される。ＥＭＫ２機能については、後に
詳説する。ＥＭＫ２機能は、上位システムのマスタ・キ
ーを講出して、ＥＭＫＩ機能によって反転されたビット
とは異つた上位マス夕・キーのビットを選択的に反転す
ることによって変形キーを作成する点でＥＭＫＩ機能に
類似しているが、このようにして誘導された変形キーＫ
ＭＨ２は受信クロス・ドメィン・キーを暗号化するため
に使用される。送信クロス・ドメイン・キーを上位マス
タ・キーの第１変形の下で暗号化し、受信クロス・ドメ
ィン・キーを上位マスタ・キーの第２変形の下で暗号化
することによって、今や保護された形になった暗号化済
みクロス・ドメィン・キーは、変換プロセスで必要とさ
れるまで暗号データ・セット中に記憶されてよい。単一
方向性が可能となる理由は、ＲＦＭＫ機能の出力である
、送信クロス・ドメィン・キーの下で暗号化されたシス
テム・ファイル・キーが、ＲＴＭＫ機能によってのみ使
用可能であるからである。

従って、送信上位マスタ・キーの第１変形の下で暗号化
された送信クロス・ドメィン・キーは送信上位システム
で利用可能であるから、送信上位システムはシステム・
ファイル・キーを送信上位マスタ・キーの下における暗
号から送信クＱス・ドメィン・キーの下における暗号へ
再暗号化できるが、送信上位マスタ・キーの第２変形の
下で暗号化された送信クロス・ドメイン・キーは送信上
位システムで利用可能でないから、送信上位システムは
システム・ファイル・キーを送信クロス・ドメィン・キ
ーの下における暗号から送信上位マスタ・キーの下にお
ける暗号へ再暗号化することはできない。逆に、受信上
位マスタ・キーの第２変形の下で暗号化された送信クロ
ス・ドメィン・キーは受信上位システムで利用可能であ
るから、受信上位システムはシステム・ファイル・キー
を送信クロス・ドメィン・キーの下における暗号から受
信上位マスタ・キーの下における暗号へ再暗号化するこ
とができるが、送信クロス・ドメィン・キーは受信上位
システムで利用可能でないから、受信上位システムはシ
ステム・ファイル・キーを受信上位マスタ・キーの下に
おける暗号から送信クロス・ドメイン・キーの下におけ
る暗号へ再暗号化することはできない。私的クロス・ド
メイン・キーを用いて、ドメイン間ファイル通信が設定
される複数ドメィン・ネットワークにおいて、後に詳述
するように、システム・ファイル・キーを私的クロス・
ドメイン・キーの下における暗号から送信上位マスタ・
キーの下における暗号へ再暗号化するために、ＲＴＭＫ
機能が必要である。

この変換プロセスを実行するためには、送信上位マスタ
・キーの第２変形の下で暗号化された私的クロス・ドメ
ィン・キーが送信上位システムで利用可能でなければな
らない。上記変換プロセスの実行を可能とするために、
私的クロス・ドメィン・キーは関連した上位システム・
マスタ・キーの第２変形の下で暗号化される私的クロス
・ドメイン・キーを上位マスタ・キーの第２変形の下で
暗号化するために、ＥＭＫ２機能が使用されてよい。保
護された形になった私的クロス・ドメィン・キーは、変
換プロセスで必要となる時まで、暗号データ・セット中
に記憶されてよい。システムによって発生された一次フ
ァイル・キー（システム・ファイル・キー）は、作成さ
れる各ファイルについてダイナミックに発生され、ファ
イル・データを保護するために使用される時間変化キー
である。

作成されるデータ・ファイルの数は多いので、キーを人
間である使用者が作るのは適当でない。従って、上位シ
ステムの暗号装置を擬似乱数発生器として使用し、各デ
ータ・ファイルが作成される時に擬似乱数を発生してよ
い。この擬似乱数は、暗号キーを決して生の形にしない
という目的に合致させるため、キー暗号化キーの下で暗
号化されたシステム・ファイル・キーであると定義して
よい。１つの上位システムで作成されたデータ・ファイ
ルを他の上位システムの指定されたものでのみ復元する
ようなドメィン間ファイル通信が設定される複数ドメィ
ン・ネットワークにおいて、発生された乱数は上位マス
タ・キーの下で暗号化されたシステム・ファイル・キー
として定義される。

他方、私的クロス・ドメィン・キーを用いてドメィン間
通信を設定する時、発性された乱数は、送信上位システ
ムの適用業務プログラムに関連した私的クロス・ドメィ
ン・キーの下で暗号化されたシステム・ファイル・キー
であるとして定義される。システムに対して知られてい
ない私的プロトコルを端末使用者が使用する複数ドメィ
ン・システムの他の私的暗号システムにおいて、キーの
選択、管理、及びデータ転送動作は、暗号動作が実行さ
れていることをシステムに知らせることなく実行される
。

そのようなシステムでは、端末使用者は相互に合致した
私的一次ファイル・キー（即ち、私的システム・ファイ
ル・キー）を用いて私的プロトコルを限定してよい。暗
号キーを生の形にしないという目的を満足させるため、
私的システム・ファイル・キーも同様に保護されねばな
らない。これはマスタ・キー暗号化（ＥＭＫＯ）機能を
使用して、私的システム・ファイル・キーを上位マスタ
・キーの下で暗号化することによって達成される。ＥＭ
ＫＯ機能については後に詳細に説明する。次の表は、上
位マスタ・キーの変形を使用する複数マスタ・キー法に
よって、複数ドメィン・データ処理システムで使用され
る各種の暗号キーへ与えられる保護を要約したものであ
る。

システムで使用される各種の暗号キーを保護するため、
上位マスタ・キーの変形を使用するのが効率的であるが
、１個のマスタ・キーからその変形を作る代りに、別個
のマスタ・キーを使用することも当技術分野で考えられ
ることである。

これは別個のマスク・キー・メモリにそれぞれ異つたマ
スタ・キーをロードし、必要に応じてそれらにアクセス
することによってなされる。これは可能な代替方法であ
るが、１個のマスタ・キーから必要に応じてその変形を
作る方法よりも、上位データ機密保護装置のコストを実
質的に増加させることになろう。複数ドメイン・データ
処理ネットワーク 現代のデータ処理システムは上位プロセッサ、上位メモ
リ、チャネルを含む上位システムと、上位プログラム、
構内設置の端末装置及びデータ・ファイルの如き付属資
源とより構成される。

データ処理システムの規模が大きくなるにつれて、他の
上位システムがデータ処理システムへ付加され、各上位
システムが処理システムの一部又はドメィンを形成する
付属資源群を知ってそれらを管理する複数ドメィン・シ
ステムへ拡張されるに至る。第１図には、代表的な複数
ドメィン処理システムが示されるが、上位システム及び
その関連資源群はブロック形式で示されている。上位シ
ステムをどのように構成するかは本発明にとって重要で
はなく、第１図のブロック図は代表的な上位システムの
データ・フロー及び制御関係を示すものである。上位シ
ステムｉはメモリ２へ動作的に接続されたプログラム可
能プロセッサ１を含む。メモリ２はデータ及びプログラ
ムの記憶装置となり、プログラムはシステム及びチャネ
ル３を制御する。チャネル３は入出力（１／０）装置と
プロセッサ１との間のデータ転送を制御する。チャネル
３はプロセッサー及びメモリ２へ接続され、且つチャネ
ル１／０インターフェイスを介して制御ユニット４，５
，６，９，１０及び通信制御装置７及びデ−タ機密保護
装置１１へ接続される。制御ユニット４は印刷装置の如
き入出力装置を制御することができ、制御ユニット５は
ディスプレイ又は印刷装置の如き入出力装置の群を制御
することができ、制御ユニット６は大容量記憶装置を制
御することができ、通信制御装置７は上位システムｉを
上位システムｋ及び上位システムｉへ接続している通信
線を双方向的に制御することができ、制御ユニット９は
複数個の磁気テープ装置を制御することができ、制御ユ
ニット１川ま複数個のディスク・ファイルを制御するこ
とができる。磁気テープ装置又はディスクの１つに記憶
されるデータ・ファイルが上位システムｉで作成され、
それが上位システムｋ又は上位システムｉで復元されて
よい。データ・ファイルは上位システムｉで読出され、
関連出願で説明される蓮信機密保護方式に従って、上位
システムｋ又はｉのいずれかへ遠隔通信装置を用いて通
信回線上を伝達されてよい。他方、磁気テープ又はディ
スクはポータブル形であってよく、それは人間又は書留
郵便等によって、点線で示されるように上位システムｊ
から指定された上位システムへ搬送され、受取った上位
システムではそれをロードしてデータ・ファイルを復元
してよい。チャネル及び１／０制御ユニット間で接続さ
れるデータ及び制御線の集合はチャネル１／０インター
フェイスと呼ばれ、全ての１／０制御ユニットに共通の
情報フオーマツト及び信号シーケンスを与える。

概略的には、１／０インターフェイス線はデータ・バス
・アウト、データ・バス・ィン、タグ信号線を含む。デ
ータ・バス・アウトはプロセッサから１／０制御ユニッ
トへ装置アドレス、指令及びデータを転送するのに使用
され、データ・バス・ィンは１／０制御ユニットからチ
ャネル３へ装置表示、データ又は状況情報を転送するの
に使用され、タグ信号線は１／０動作、データ・バス上
にある情報の性質、パリティ条件等を示す信号を与える
ために使用される。各々の１／○制御ユニットは独特の
電気的インターフェイスを有するので、共通の１／０イ
ンターフェイスに対して装置の接続を可能とさせるため
、一般的に装置アダブタが設けられている。プロセッサ
及び付加された制御ユニット間の全ての１／０データ転
送は１／０命令当り１バイトの割合し、で生じ、且つプ
ログラム化された入出力（ＰＩＯ）モードで実行されて
よい。データ機密保護装置１１は汎用目的上位システム
中に一体化されている。

データ機密保護装置１１及びそれが暗号動作を実行する
方法は、関連出願中に詳細に説明されている。第２図は
データ機密保護装置（ＤＳＤ）１１の主たる構成要素を
示す。ＤＳＤＩ Ｉは暗号装置１２、マスタ・キー（Ｍ
Ｋ）メモリ１３、１／０インターフエイスへ接続された
ＤＳＤアダプタ１４、上位マスタ・キーをＭＫメモリ１
３へ手動でロードするための手動ヱントリィ装置１５を
含む。上位マスタ・キーをＭＫメモリ１３へ書込むため
には２つの方法があり、そのいずれをも使用することが
できる。その第１の方法はプログラム制御の下でなされ
る。この方法ではキーボード、磁気ストライプ・力ード
読取器等のェレメントを有する１／０装置が、通常のデ
ータ・ェントリィの場合と同じように上記のェレメント
を用いて、上位マスタ・キーを上位メモリ２へ記憶させ
る。次いでプログラム制御の下で、関連出願で詳細に説
明する如く、上位マスタ・キーが上位メモリ２からＤＳ
ＤＩ ＩのＭＫ〆モリ１３へ謙出される。上位マスタ・
キーをＭＫメモリ１３へ書込む第２の方法は、関連出願
で詳細に説明するように、２進コード化１６隻ディジツ
トを発生するように、配線された個別的トグル又は回転
スイッチを使用して、上位マスタ・キーをＭＫメモリ１
３へ手動で書込むことである。マスタ・キーがＭＫメモ
リ１３へ書込まれるのを可能とするため、キー書込み許
可（ＥＷ）スイッチが設けられる。このスイッチはマス
タ・キー書込み動作が開始される時にオンにされ、その
動作の終りにオフされる。キーが権限の無い者によって
変更されるのを防ぐため、ＥＷスイッチ動作は物理的キ
ーロック装置によって能動化されてよい。１／０インタ
ーフェイスはＤＳＤアダプタ１４へ全般的な指示、使用
されるべき暗号キー、処理されるべきデータ等を与え、
そして処理された結果を受取る。

全般的な指示は、解読されるべき動作指令を使用し、各
指令を実行するために適当に時間調節された信号シーケ
ンスで制御を行なうことによって達成される。これらの
信号は入出するデータ転送と同期化される。更にＤＳＤ
アダプタ１４は、暗号キーが暗号装置１２へ置かれるこ
とを制御し、暗号化及び解読動作中に暗号装置へ指示を
与える。ＭＫメモリ１３は不揮発性の１６×４ビットラ
ンダム・アクセス・メモリ（ＲＡＭ）である。このメモ
リは、上位システムｋの電源が存在しない場合にもキー
を維持できるように電池で電源を与えられる。上位マス
タ・キーは８個のバイトより成り（６４ビット）、各バ
イトは７個のキー・ビットと１個のパリティ・ビットと
より成る。暗号装置１２は、暗号化動作及び解読動作を
実行するＤＳＤハードウェアの心臓である。

暗号装置１２はブロック暗号ベースで暗号化／解読動作
を実行する。ブロック暗号ベースでは、８個のデータ・
バイト（６４ビット）より成るメッセージ・ブロックが
、５６ビットの暗号作業キーの制御下で暗号化又は解読
され、８データ・バイトより成る暗号化乃至解読された
メッセージ・ブロックが発生される。ブロック暗号は、
作業キーの下で非線形置換及び互換の組合せを連続的に
適用することによって達成される積暗号機能である。積
暗号のラウンドとして定義される１６回の動作が実行さ
れるが、その場合、１ラウンドの結果は次のラウンドの
引数として使用される。このブロック暗号機能動作は前
記米国特許第３９５８０８１号に詳細に説明されている
。データのメッセージ・ブロックを暗号化又は解読する
基本的動作は、上位メモリ２から暗号キーをロードする
ことによって開始される。このキーは、一般的にはその
真の値を隠すために暗号化されて（マスタ・キー暗号化
）記憶されている。従ってそれはデータ・ブロックとし
て受取られ、暗号化乃至解読キーを生の形で得るために
マスタ・キーの下で解読される。生のキーは暗号袋鷹１
２から除去されず、作業キーとしてロード・バックされ
る。次いで暗号化乃至解読されるべきデータのメッセー
ジ・ブロックが暗号装置１２へ転送され、暗号機能が実
行され、その後で暗号化乃至解読されたデータより成る
結果のメッセージ・ブロックが暗号装置１２から上位メ
モリ２へ転送される。もし次に続く暗号化乃至解読機能
が同一の作業キーを用いて実行されるのであれば、作業
キーは作業キー・レジス外こ依然として記憶されている
ので、それをロードし解読する初期ステップを反復する
必要はない。暗号装置１２は１００％の冗長度で検査を
行なうために同期して動作する重複した暗号処理装置を
含む。

ここで第３図を参照すると、暗号処理装置の１つが単純
化されたブロック形式で示される。太線は機密保護領域
を示す。暗号処理装置１６は私ビットの入出力バッファ
・レジスタ（ＢＲ）１７を含み、レジスタ１７はそれぞ
れ３２ビットより成る上部及び下部のバッファ・レジス
タ（ＵＢＲ，ＬＢＲ）１８，１９へ分割される。

バッファ・レジスタ１７は、バス・ィンから直列バイト
・ベースで入力データを受取り（入力サイクルと呼ばれ
る）、バス・アウトへ直列バイト・ベースで出力データ
を与える（出力サイクルと呼ばれる）ように、排他的入
出力サイクルをとる。従って各入力サイクルで、８個の
データ・バイトより成る１つのメッセージ・ブロックが
上位メモリ２からバッファ・レジスタ１７へ書込まれ、
各出力サイクルで、処理された８個のデータ・バイトよ
り成る１つのメッセージ・ブロックがバッファ・レジス
タ１７から上位メモリ２へ読出される。バッファ・レジ
スタ１７の直列出力は、作業キー・レジスタ２０及びパ
リティ検査回路２１へ直列入力として印加される。パリ
ティ検査回路２１は、６４ビットの生の暗号キーが上位
メモリ２から作業キー・レジスタ２０へバッファ・レジ
スタ１７を介して直接にロードされる時にのみ働くよう
に制御される。私ビットの中の５６ビットのみが作業キ
ー・レジスタ２０に記憶され、８個のパリティ・ビット
はパリティ検査回路２１でのみ使用される。バツフア・
レジスタ１ ７は６４ビットのデー夕・レジスタ２２に
対して入出力関係にある並列通路を設けられている。レ
ジスタ２２はそれぞれ３２ビットより成る上部及び下部
のデ−夕・レジスタ（ＵＤＲ，ＬＤＲ）２３，２４へ分
割される。上部及び下部のデータ・レジスタ２３，２４
の各々は並列出力及び並列入力を有する。下部データ・
レジスタ２４への並列入力は下部バッファ・レジスタ１
９及び上記データ・レジスタ２３から入り、上部データ
・レジスタへの並列入力は、暗号機能回路２５及び上部
バッファ・レジスタ１８から入る。６４ビットのマスタ
・キーは直列バイト・ベースで暗号処理装置１６へ入力
され、その各バイトはパリティ検査回路２６によってパ
リティが正しいかどうかを検査される。

暗号キーがバッファ・レジスタ１７から作業キー・レジ
スタ２０へ転送される場合と同じように、Ｍビット中の
５６ビットのみが作業キー・レジスタ２０に記憶され、
８個のパリティ・ビットはパリティ検査回査６２でのみ
使用される。ロード過程の間、ＭＫメモリ１３（又はバ
ッファ・レジスター７）から受取られた８個の７ビット
・バイトに適合させるため、作業キー・レジスタ２０は
７個の８ビット右方シフト・レジスタとして構成されて
いる。作業キーが暗号化のために使用される時、作業キ
ー・レジスタ２川ま２つの２８ビット再循環左方シフト
・レジスタとして構成され、作業キーは、暗号機能動作
の各ラウンドの後に、所定のシフト計画に従って左へシ
フトされ、１度暗号動作を実行するために使用されたキ
ー・ビットの絹は、再び同じようなやり方では使用され
ない。

暗号化動作の各ラウンドの間では、２つのシフト・レジ
スタの各々から釆る２４の並列出力（４８ビット）が使
用される。使用されるシフト計画は、全体の暗号化動作
の終りに作業キーが初期位置へ回復されるようになって
いる。作業キーが解読のために使用される時、作業キー
・レジスタ２０は２つの２８ビット再循環右方シフト・
レジスタとして構成され、作業キーは、暗号機能動作の
各ラウンドの後に、所定のシフト計画に従って右へシフ
トされ、前と同じようにキー・ビットの組が再び同じよ
うに使用されることはない。

暗号化動作と同じように、解読動作の各ラウンドでは、
２つのシフト・レジスタの各々から来る２４個の並列出
力（４８ビット）が使用される。この場合に使用される
シフト計画は、全体の解読動作の終りに作業キーがその
初期位置へ回復されるようなものである。暗号機能回路
２５は、暗号作業キーの制御の下で非線形置換及び互換
の組合せを連続的に適用することにより、積階号を実行
する。

積暗号の１６回のラウンドが実行されるが、その場合、
各ラウンドの結果は次のラウンドの引数として使用され
る。解読は暗号化の場合と同じキ−を使用することによ
って達成されるが、解読プロセスが暗号化プロセスの逆
になるようにキー・シフトのシフト計画が変更され、従
って暗号化プロセスの間に実行された各ステップを逆順
に行なうことができる。暗号機能の各ラウンドの間に、
上部データ・レジスタ２３のデータ内容（Ｒ）は、作業
キー（Ｋ）の制御の下で暗号化され、その結果は下部デ
ータ・レジスタ２４の内容（Ｌ）とモジューロ２加算さ
れる。その動作はＬ由ｆ（Ｒ、Ｋ）として表わされる。
暗号ラウンドの終りに、上部デー夕・レジスタ２３の内
容は下部データ・レジスタ２４へ並列に転送され、暗号
機能回路２５の出力は、暗号機能の次のラウンドに対す
る引数を形成するため、上部データ・レジスタ２３へ並
列に転送される。合計１句圏のラウンドの後、暗号機能
の全体が完了され、上部データ・レジスタ２３の内容は
上部バッファ・レジスタ１８へ並列に転送され、その間
に暗号機能回路２５の出力は下部バッファ・レジスタ１
９へ並列に転送される。次いで、バッファ・レジスタ１
７の変換済みデータ内容は、バス・アウトを介して上位
メモリ２へ出力される。ＤＳＤ指令及び副指令 １／０装置の入出力動作は、一般的に１／０命令の実行
によって指示される。

１／０命令の実行中、一般的にチャネルは１／０装置を
アドレスするためのアドレス・フィールド、実行される
べき動作を指定する指令フィールド、メモリ中のデータ
・フィールドをアドレスするための第２のアドレス・フ
ィールドを与える。

データは上記データ・フィールドからフェツチされ又は
そこへ記憶される。本発明のデータ機密保護装置１１は
、次の表に示すように、プロセッサから来る７種類の指
令に応答する。この表は指令の簡略記憶コードとビット
・パターンを含んでいる。指 令 形 式 以下に述べるところは、指令の各々の機能を簡単に説明
したものである。

指令の動作については後に詳説する。１ アダプタ・リ
セツト（ＲＳＴ）この指令はＤＳＤのアダプタ及び制御
部分にある全てのカウンタ、フリップ・フロツプ、ラッ
チをリセットするりセット信号を発生する。

２ 基本状況セット（ＳＥＴＢＳ） この指令はデータ・フィールドの１に対応するＤＳＤ状
況レジスタのラツチを１へセットする。

３ 基本状況リセット（ＲＳＴＢＳ） この指令はＳＥＴＢＳ指令と類似しているが、〕データ
・フィールドの１に対応する状況レジス〕夕・ラッチが
０へりセットされる点が異なる。

４ 基本状況読取（ＲＤ既） この指令は状況ラツチの内容をデータ・バス・インを介
してプロセッサへ印加する。

５ ＰＩＯデータ書込み（ＰｌＯＷ） この指令は、実行されるべき動作に従って、データ・フ
イールドをバッファ・レジスタヘロードさせ、又はデー
タ・フィールドのビット０，１，２，３をＭＫメモリへ
記憶させる。

６ ＰＩＯデータ講取り（ＰＩＯＲ） この指令は、正しいパリティを有するバッファ・レジス
タの内容を、データ・バス・アウト、を介してプロセッ
サへ印加せしめる。

７ ＤＳＤ副指令書込み（ＷＲＤＳＤ） この指令は、次の表に示されるような階号キ一処理副指
令及びデータ処理副指令を指定するため、指令フィール
ドの４個の高順位ビットを使用する。

次の表は、副指令フィールドの簡略記憶コードとビット
・パターンを含む。副指令形式 ＤＳＤ機能 ＤＳＤ暗号機能は、前に定義された指令の組合せ又は機
能の組合せによって実行されてよい。

これらの機能は、キー・パラメータ又はデータ・パラメ
ータより成る入力を暗号装置へ入れることを必要とする
。これらの機能を記述するのに使用される表現は次のよ
うに表わされるものとする。機能〔キー・パラメータ〕
→出力又は 機能〔データ・パラメータ〕→出力 機能が結合される時、結合された機能を記述するのに使
用される表現は次のように表わされる。

機能〔キー・パラメータ、データ・パラメータ）→出力
上位システム暗号機能の顕著な特徴は、‘１｝キー・パ
ラメータは常に暗号化された形であり、従って生のキー
を使用する前に暗号処理装置によって内部的に解読され
ねばならないこと、■如何なる機能もキーを生の形では
利用しないことである。

以下に述べるところは、各機能が何を実行するのか、そ
れがどのようにして実行されるのかということである。
各種の機密処理適用業務がどのようにして実行されるか
を理解するため、これら機能又は機密の組合せについて
、この時点で一般的に説明しておきたい。その場合、第
３図を適宜に参照する。以下の説明で参照される図にお
いて、暗号機構は動作を理解しやすくするために簡単な
ブロック形式で示される。機能の説明へ進む前に、手動
キー書込み動作をどのようにして実行するかを簡単に説
明する。

第４図を参照すると、そこには手動マスタ・キー書込み
（ＷＭＫ）動作の簡単なブロック図が示される。手動Ｗ
ＭＫ動作において、ＭＫメモリ１３への書込みを許可す
るためにＥＷスイッチがオンヘセットされ、次いで手動
書込み（ＭＷ）スイッチを閉じることによって手動書込
みを許可し、データ・キー・ェントリィ・スイッチに何
がセットされておろうと、現在のマスタ・キーＫＭを重
ね書きする。それに続いて４ビットより成る絹の１筋粗
を（６４ビット）手動でＭＫメモリ１３へ書込み、手動
ＷＭＫ動作を完了する。第５図を参照すると、そこには
マスク・キー書込み（ＷＭＫ）機能の簡単なブロック図
が示される。

この機能は、次のような指令シーケンスによって実行さ
れる。‘１’ＷＭＫ■１６個のＰｌＯＷ。この動作にお
いて、手動ＷＭＫ動作と同じように、ＭＫメモリ１３へ
の書込みを許可するために、前もってＥＷスイッチがオ
ンヘセツトされる。この機能の実行は、バス・ィン上の
ビット０，１，２，３に何があろうとも、ＭＫメモリ１
３へ現在のマスタ・キーを重ね書きさせる。次いで、暗
号処理装置の制御回路がセットされて、６４ビットのマ
スタ・キーＫＭが１句固の連続的なＰｌＯＷ指令によっ
てキー・パラメータとしてＭＫメモリ１３へ書込まれる
。１句固のＰｌＯＷ指令に付属したデータ・フィールド
のビット０，１，２，３は新しいマスタ・キーを形成す
る。

この動作を記述するためにはＷＭＫ〔ＫＭ〕→ＫＭの表
現が使用される。ここで、ＷＭＫは機能を示し、カッコ
の内容はＭＫメモリ１３へのキー・パラメータ入力を示
し、矢印は結果を指示する。ここで第６図を参照すると
、そこにはキー解読（ＤＥＣＫ）機能の簡単なブロック
図が示される。

この機能は次のような指令シーケンスによって実行され
る。｛ｌｍＥＣＫ■８個のＰｌＯＷ。この機能の実行は
、先ずＭＫメモリ１３にあるマスタ・キーＫＭを暗号処
理装置１６へ作業キーとして転送するように暗号処理装
置の制御回路をセットする。マス夕・キーが転送された
後、又はそれが転送されている間、マスタ・キーの下で
暗号化された操作キーとして定義される６４ビットのデ
ータ・ブロックが、８個の連続したＰｌＯＷ指令により
キー・パラメータとして暗号処理装置１６へロードされ
る。８個のＰｌＯＷ指令に付着した順次のデータ・フィ
ールドは暗号化された操作キーを構成する。

キー・パラメータのロードが完了した後に、暗号処理装
置１６は暗号キーを生の形で得るために解読動作を実行
する。結果の生の暗号キーは暗号処理装置１６から除去
されることなく、暗号処理装置１６の作業キー・レジス
タへ戻され、作業キーとしてマス夕・キーと入替わる。
ＤＥＣＫ〔ＥＫＭＥＮＣ〔ＤＡＴＡ，、ＤＡＴＡ２・・
・・・・・・・・・・ＤＡＴＡＮ〕ここで第８図を参照
すると、そこには解読（ＤＥＣ）機能の簡単なブロック
図が示される。

この機能は次のような指令シーケンスによって実行され
る。‘１’ＤＥＣ■８個のＰｌＯＷ‘３｝８個のＰＩＯ
Ｒ。この機能の実行は、暗号処理装置の制御回路を解読
動作モードヘセットし、８個の連続したＰｌＯＷ指令を
使用して、暗号化データより成る６４ビットＫＯ〕→Ｋ
Ｏの表現はこの動作を表わすが、ここでＤＥＣＫは機能
を示し、カッコの内容は暗号処理装置１６へ入力される
キー・パラメータを示し、矢印は結果を指示する。ここ
で第７図を参照すると、そこには暗号化（ＥＮＣ）機能
の簡単なブロック図が示される。

この機能は次のような指令シーケンスによって実行され
る。【１’ＥＮＣ■８個のＰｌＯＷ‘３｝８個のＰＩＯ
Ｒ。この機能の実行は暗号処理装置の制御回路を暗号化
動作モードヘセットし、８個の連続したＰｌＯＷ指令に
よって６４ビットのメッセージ・データ・ブロックをデ
ータ・パラメータとして暗号処理装置１６へロードする
。８個のＰｌＯＷ指令に付属した順次のデータ・フィー
ルドは暗号化されるべきメッセージ・データ・フロック
を構成する。

デー夕・パラメータのロードが完了した後、暗号処理装
置１６は、現在暗号処理装置１６の作業キー・レジスタ
に記憶されている操作キーの下でデータ・パラメータを
暗号化するため暗号化動作を実行する。６４ビットの暗
号化された結果は、上位メモリ２の指定されたデータ・
フィールドーこ記憶するため、８個の連続したＰＩＯＲ
指令によって暗号処理装置１ ６から転送される。

ＥＮＣ〔ＤＡＴＡ〕→ＥＫ。ＤＡＴＡの表示がこの動作
を記述するために使用される。ここでＥＮＣは機能を示
し、カッコの内容は暗号処理装置１６へのデータ・パラ
メータ入力を示し、矢印は結果を示す。更に、暗号処理
装置の制御回路が暗号化動作モードにセットされている
限り、８バイト・データ・ブロックの複数から構成され
るメッセージは、各データ・ブロックについて１個の暗
号化指令、及びそれに続く８個のＰｌＯＷ指令及び８個
のＰＩＯＲ指令を使用して暗号処理装置１６によって暗
号化されてよい。このようなメッセージ暗号化は次のよ
うな表現によって表わされてよい。Ｋ。

（ＤＡＴＡ，、ＤＡＴＡ２．．．……・．．ＤＡＴＡＮ
）のメッセージ・ブロックを暗号処理装置１６へデータ
・パラメータとしてロードする。８個のＰｌＯＷ指令に
付属した順次のデータ・フィールドは解読されるべき暗
号化データのメッセージ・ブロックを構成する。

データ・パラメータのロードが完了した後に、暗号処理
装置１６はその作業キー・レジス外こ記憶されている操
作キーの制御の下でデータ・パラメータを解読するため
、解読動作を実行する。６４ビットの解読結果は、上位
メモリ２の指定されたデータ・フィールドに記憶するた
め、８個の連続したＰＩＯＲ指令によって暗号処理装置
１ ６から転送される。

ＤＥＣ〔ＥＫｏＤＡＴＡ〕→ＤＡＴＡの表現は、この動
作を記述するために使用される。ここでＤＥＣは機能を
示し、カッコの内容は暗号処理装置１６へのデータ・パ
ラメータ入力を示し、矢印は結果を指示する。更に、暗
号処理装置の制御回路が解読動作モードにセットされて
いる限り、複数の暗号化データ・ブロックより成るメッ
セージは、暗号処理装置１６によって、暗号化データの
各ブロックについて１個の解読指令、それに続く８個の
ＰｌＯＷ指令及び８個のＰＩＯＲ指令を使用して解読さ
れてよい。このようなメッセージ解読は次のような表現
によって表わされてよい。ＤＥＣ〔ＥＫ。

（ＤＡＴＡ，、ＤＡＴＡ２・・・・・・・・・・・・Ｄ
ＡＴＡＮ）〕→ＤＡＴＡ，、ＤＡＴＡ２・．．・・・・
．・．．・ＤＡＴＡＮここで第９図を参照すると、そこ
には乱数発生（ＧＲＮ）機能の簡単なブロック図が示さ
れる。この機能は次のような指令シーケンスによって実
行される。ｍＧＲＮ■８個のＰＩＯＲ。従って、この機
能を実行するに当り、暗号処理装置の制御回路は暗号化
動作モードヘセツトされ、ＭＫメモリ１３にあるマスタ
・キーＫＭの変形ＫＭ３が作業キーとして暗号処理装置
１６へ転送される。変形ＫＭ３はマスタ・キーＫＭの所
定のビットを反転することによって得られる。マスタ・
キーの変形ＫＭ３が暗号処理装置１６へ転送される間に
、リセット不能の乱数カウンタから来る６４ビットのカ
ウント値ＣＴがデータ・パラメータとして暗号処理装置
１６へロードされる。キー及びデータ・パラメータのロ
ードが完了すると、乱数カウン外ま１だけ歩進し、暗号
処理装置１６は、現在その作業キー・レジスタに記憶さ
れているマスタ・キーの変形ＫＭ３の制御の下でデータ
・パラメータＣＴを暗号化する動作を実行する。暗号化
された６４ビットの結果は擬似乱数ＲＮである。このＲ
Ｎは連続した８個のＰＩＯＲ指令によって上位メモリ２
の指定されたデータ・フィールドへ記憶するため暗号処
理装置１６から転送され、後に詳説するように階号キ−
として使用される。ＧＲＮ〔ＣＴ〕→ＥＫＭ３（ＣＴ）
＝ＲＮの表現はこの動作を記述するために使用される。
ここで、ＧＲＮは機能を示し、カッコの内容は暗号処理
装置１６へのデータ・パラメータ入力を示し、矢印は結
果を指示する。ここで第１０図、第１１図、第１２図を
参照すると、そこにはマスタ・キー暗号化（ＥＭＫ０，
ＥＭＫ１，ＥＭＫ２）機能の簡単なブロック図が示され
る。

この機能は次のような指令シーケンスによって実行され
る。ｍＥＭＫＯ■８個のＰｌＯＷ【３｝８個のＰＩＯＲ
、‘１｝ＥＭＫＩ■８個のＰｌＯＷ３’８個のＰＩＯＲ
、｛１）ＥＭＫ２｛２’８個のＰｌＯＷ‘３’８個のＰ
ＩＯＲ。従ってこれらの機能を実行するに当って、暗号
処理装置の制御回路は暗号化動作モードヘセツトされ、
次のような動作を生じる。即ち、ＥＭＫＯ機能の場合、
ＭＫメモリ１３にある変更されないマスタ・キーＫＭが
暗号処理装置１６へ作業キーとして転送される。ＥＭＫ
Ｉ機能の場合、ＭＫメモリ１３にあるマスタ・キーＫＭ
の第１の変形ＫＭＩが暗号処理装置１６へ作業キーとし
て転送される。ＥＭＫ２機能の場合、ＭＫメモリ１３に
あるマスタ・キーＫＭの第２の変形ＫＭ２が暗号処理装
置１６へ作業キーとして転送される。第１の変形ＫＭＩ
及び第２の変形ＫＭ２は、ＧＲＮ機能で使用されるビッ
トとは異なったマスタ・キーの所定ビットを反転するこ
とによって得られる。マスタ・キー又はその変形が転送
された後、又はそれが転送されている間に、６４ビット
のデータ・ブロック（ＥＭＫＯ機能の場合には操作キー
ＫＯとして定義され、ＥＭＫＩ及びＥＭＫ２機能の場合
には第２キー暗号化キーＫＥＫとして定義される。）が
、８個の連続したＰｌＯＷ指令によって暗号処理装置１
６へデータ・パラメータとしてロードされる。８個のＰ
ｌＯＷ指令に付属した順次のデータ・フィールドは操作
キー又は第２キー暗号化キーを構成する。

キー及びデータ・パラメータのロードが完了した後に、
暗号処理装置１６は、その作業キー・レジス外こ記憶し
たマスタ・キー又はその変形の下でデータ・パラメータ
を暗号化する動作を実行する。暗号化された６４ビット
の結果は、上位メモリ２の指定されたデータ・フィール
ド‘こ記憶するため、連続した８個のＰＩＯＲ指令によ
って暗号処理装置１６から転送される。ＥＭＫＯ〔ＫＯ
〕→ＥＫＭＫＯの表現はＥＭＫＯ動作を記述するために
使用され、ＥＭＫ１〔ＫＥＫ〕→ＥｘＭ，ＫＥＫ及びＥ
ＭＫ２〔ＫＥＫ〕→ＥＫＭ２ＫＥＫはＥＭＫＩ及びＥＭ
低２動作を記述するために使用される。ここでＥＭＫ０
，ＥＭＫ１，ＥＭＫ２は機能を示し、カッコの内容は暗
号処理装置１６へのデータ・パラメータ入力を示し、矢
印は結果を指示する。ここで第１３図を参照すると、そ
こにはデータ暗号化（ＥＣＰＨ）機能の簡単なブロック
図が示される。この機能はＤＥＣＫ機能とＥＮＣ機能と
の組合せであり、次のような指令シーケンスによって実
行される。（ｌＩＤＥＣＫ■８個のＰｌＯＷ‘３’ＥＮ
Ｃ‘４｝８個のＰｌＯＷ‘５｝８個のＰＩＯＲ。従って
、この機能を実行するに当り、暗号処理装置の制御回路
が、先ずＤＥＣＫ指令によってキー解読動作モードヘセ
ットされ、ＭＫメモリ１３にあるマスタ・キーＫＭが作
業キーとして暗号処理装置１６の作業キー・レジスタへ
転送される。マスタ・キーがロードされた後、又はロー
ドされている間に、マスタ・キーの下で暗号化された操
作キーより成るキー・パラメータが８個の連続したＰｌ
ＯＷ指令によって暗号処理装置１６へロードされる。次
いで、暗号処理装置１６は操作キーを生の形で得るため
に、キー解読動作を実行する。次いで生の形の操作キー
は暗号処理装置１６の作業キーとしてロード・バックさ
れ、前にロードされたマスタ・キーと入替わる。次いで
、暗号処理装置の制御回路はＥＮＣ指令によって暗号化
動作モードヘセットされ、生のデータより成るデータ・
パラメータが８個の連続したＰｌＯＷ指令によって暗号
処理装置１６へロードされる。次いで、暗号処理装置１
６は現在の操作キーの下でデータ・パラメータを暗号化
する動作を実行する。次いで、暗号化された結果は、上
位メモリ２の指定されたフィールドーこ記憶するため連
続した８個のＰＩＯＲ指令によって暗号処理装置１ ６
から転送される。ＥＣＰＨ〔ＥＫＭＫ○、ＤＡＴＡ〕→
ＥＫｏＤＡＴＡの表現はこの動作を記述するために使用
される。ここで、ＥＣＰＨは機能を示し、カッコの内容
は暗号処理装置への連続したキー・パラメータ及びデー
タ・パラメータ入力を示し、矢印は結果を指示する。こ
こで第１４図を参照すると、そこにはデ−タ解読（ＤＣ
ＰＨ）機能の簡単なブロック図が示される。

この機能はＤＥＣＫ機能とＤＥＣ機能の組合せであり、
次の指令シーケンスによって実行される。‘１）ＤＥＣ
Ｋ｛２）８個のＰｌＯＷ（３ｍＥＣ【４’８個のＰｌＯ
Ｗ■８個のＰＩＯＲ。この機能の最初の部分は、生の形
の操作キーを暗号処理装置１６の作業キーとしてロード
する限りにおいて、データ暗号化（ＥＣＰＨ）機能と同
じである。操作キーのロードが完了した後に、暗号処理
装置の制御回路はＤＥＣ指令によって解読動作モードヘ
セットされ、操作キーの下で暗号化されたデータより成
るデータ・パラメータが８個の連続したＰｌＯＷ指令に
よって暗号処理装置１６へ。ードされる。次いで、暗号
処理装置１６は、現在の操作キーの制御の下でデータ・
パラメータを解読する動作を実行する。次いで、解読さ
れた結果は、上位メモリ２の指定されたフィールドへ記
憶するために、８個の連続したＰＩＯＲ指令によって暗
号処理装置１６から転送される。ＤＣＰＨ〔ＥＫＭＫ○
、ＥＫｏＤＡＴＡ〕→ＤＡＴＡの表現はこの動作を記述
するために使用される。ここでＤＣＰＨは機能を示し、
カツコの内容は暗号処理装置への連続したキー・パラメ
ータ及びデータ・パラメータ入力を示し、矢印は結果を
指示する。ここで第１５図を参照すると、そこには「マ
スタ・キーから再暗号化」（ＲＦＭＫ）機能の簡単なフ
ロツク図が示される。

この機能は次の指令シーケンスによって実行される。ｍ
ＲＦＭＫ【２）８個のＰｌＯＷ‘３１８個のＰｌＯＷ｛
４１８個のＰＩＯＲ。従って、この機能を実行するに当
り、先ず暗号処理装置の制御回路がＲＦＭＫ指令によっ
て解読動作モードヘセツトされ、ＫＭメモリー３にある
マスタ・キーＫＭの変形ＫＭＩが作業キーとして暗号処
理装置１６へ転送される。変形キーＫＭＩはＥＭＫＩ機
能と同じようにマスタ・キーの所定ビットを反転するこ
とによって得られる。マスタ・キーの変形ＫＭＩが暗号
処理装置１６へ転送される間又は転送が終った後に、マ
スタ・キーの同一変形キーの下で暗号化されたキー暗号
化キーとして定義される６４ビットのデータ・ブロック
が、８個の連続したＰｌＯＷ指令によって、キー・パラ
メータとして暗号処理装置１６へロードされる。上記命
令に付属した順次のデータ・フィールドは暗号化された
キー暗号化キーを構成する。キー・パラメータのロード
が完了した後に、暗号処理装置１６は、キー暗号化キー
を生の形で得るために、解読動作を実行する。結果とし
て生じた生のキー暗号化キーは暗号処理装置１６から除
去されず、その半分は上部データ・レジスタ２３で利用
可能であり、他の半分は暗号機能回路２５で利用可能で
ある。暗号処理装置の制御回路が依然として解読動作モ
−ドヘセットされていれば、特殊のキー動作が実行され
る。即ち、マスタ・キーの下で暗号化された操作キーと
して定義される６４ビットのデータ・ブロックが８個の
連続したＰｌＯＷ指令によって、暗号処理装置１６のバ
ッファ・レジスタ１７へデータ・パラメータとしてロー
ドされる。上記指令に付属した順次のデータ・フィール
ドは暗号化された操作キーを構成する。データ・パラメ
ータのロードが完了した後に、バッファ・レジスタ１７
の内容が暗号処理装置１６のデータ・レジスタ２２へ転
送され、それと同時に上部データ・レジスタ２３の内容
と暗号機能回路２５の出力が、暗号処理装置１６のバッ
ファ・レジスタ１７へ転送される。この交ｆ奥機能によ
り、最初の解読動作から生じたキー暗号化キーは今や暗
号処理装置１６のバッファ・レジスター７に置かれ、暗
号化された操作キーは今や暗号処理装置１６のデータ・
レジスタ２２に漬かれる。特殊のキー動作が実行されて
いるから、暗号処理装置の制御回路は、マスタ・キー・
メモリー３にあるマスタ・キーＫＭを暗号処理装置１６
へ作業キーとして転送せしめる。マスタ・キーのロード
が完了した後に、暗号処理装置１６は、操作キーを生の
形で得るために、第２の解読動作を実行する。結果とし
て生じた生の操作キーは暗号処理装置１６から除去され
ず、その半分は暗号処理装置１６の上部データ・レジス
タ２３で利用可能となり、他の半分は暗号機能回路２５
で利用可能となる。この時点で、暗号処理装置の制御回
路が暗号化動作モードのためにセットされていれば、特
殊の暗号化動作が開始され、暗号機能回路２５にある生
の操作キーの半分が下部データ・レジス夕２４へ転送さ
れる。従って、今や生の操作キーが完全にデータ・レジ
スタ２２で利用可能となる。最初の解読動作から生じて
現在暗号処理装置１６のバッファ・レジスタ１７にある
キー暗号化キーは、今や作業キーとして暗号処理装置１
６の作業キー・レジスタ２０へロードされる。作業キー
・レジスタへのロード動作が完了すると、暗号処理装置
１６は、再暗号化機能を完了するためにキー暗号化キー
の下で操作キーを暗号化する動作を実行する。再暗号化
機能によって、マスタ・キーの下で暗号化された操作キ
ーは今やキー暗号化キーの下で再暗号化される。再暗号
化された結果は、上位メモリ２の指定されたデータ・フ
ィールドへ記憶するために、連続した８個のＰＩＯＲ指
令によって暗号処理装置１６から転送される。ＲＦＭＫ
〔ＥＫＮ，ＫＥＫ、ＥＫＭＫＯ〕→ＥＫＥＫＫＯの表現
はこの動作を記述するために使用される。ここで、ＲＦ
ＭＫは機能を示し、カッコの内容は暗号処理装置への連
続したキー・パラメータ及びデータ・パラメータ入力を
示し、矢印は結果を指示する。ここで第１６図を参照す
ると、そこには「マスタ・キーへの再暗号化」（ＲＴＭ
Ｋ）機能の簡単なフロック図が示される。

この機能は次の指令シーケンスによって実行される。○
）ＲＴＭＫ（２｝８個のＰｌＯＷ■８個のＰｌＯＷ■８
個のＰＩＯＲ。従って、この機能を実行するに当り、先
ず暗号処理装置の制御回路がＲＴＭＫ指令によって解読
動作モードヘセツトされ、ＭＫメモリー ３にあるマス
タ・キーＫＭの変形ＫＭ２が暗号処理装置１６へ作業キ
ーとして転送される。変形ＫＭ２はＥＭＫ２機能の場合
と同じくマスタ・キーの所定ビットを反転することによ
って得られる。マスタ・キーの変形ＫＭ２が暗号処理装
置１６へ転送される又は転送された後に、マスタ・キー
の同一変形の下で暗号化されたキー暗号化キーとして定
義される６４ビットのデータ・ブロックが、８個の連続
したＰｌＯＷ指令によって、キー・パラメータとして暗
号処理装置１６へロードされる。８個のＰｌＯＷ指令に
付属した順次のデータ・フィールドは暗号化されたキー
暗号化キーを構成する。

キー・パラメータのロードが完了した後に、暗号処理装
置１６はキー暗号化キーを生の形で得るために解読動作
を実行する。結果として生じた生のキー暗号化キーは暗
号処理装置１６から除去されず、暗号処理装置１６の作
業キー・レジスタヘロード・バックされ、作業キーとし
てマスタ・キーの変形ＫＭ２と入替わる。暗号処理装置
の制御回路は依然として解読動作モード‘こセットされ
ているので、今や第２の解読動作が実行される。即ち、
暗号処理装置１６の作業キー・レジスタ２０に置かれて
いるのと同じキー暗号化キーの下で暗号化された操作キ
ーとして定義される６４ビットのデータ・ブロックが、
８個の連続したＰｌＯＷ指令によって、データ・パラメ
ータとして暗号処理装置１６へロードされる。上記指令
に付属した順次のデータ・フィールドは暗号化された操
作キーを構成する。データ・パラメータのロードが完了
した後に、第２の解読動作が操作キーを生の形で得るた
めに実行される。結果として生じた生の操作キーは暗号
処理装置１６から除去されず、そのバッファ・レジスタ
１７に保持される。この時点で、ＭＫメモリ１３にある
マスタ・キーＫＭを暗号処理装置１６へ作業キーとして
転送するために、特殊のキー動作が開始される。マスタ
・キーのロードが完了した後に、現在暗号処理装置１６
のバッファ・レジスタ１７に記憶されている生の操作キ
ーが、暗号処理装置１６のデータ・レジスタ２２へ転送
され、暗号処理装置の制御回路を暗号化動作モードヘセ
ットして特殊の暗号化動作が開始される。今や贈号処理
装置１６は、再暗号化繊能を完了するために、上位マス
タ・キーの下で操作キーを暗号化する動作を実行する。
キー暗号化キーの下で暗号化された操作キーは、再暗号
化機能によって上位マスタ・キーの下で暗号化された操
作キーへ再暗号化される。再暗号化された結果は、上位
メモリの指定されたデータ・フィールドへ記憶するため
に、連続した８個のＰＩＯＲ指令によって暗号処理装置
１６から転送される。ＲＴＭＫ〔ＥＫＭ２ＫＥＫ、Ｅｘ
ＥＫＫＯ〕→ＥＫｗＫＯの表現はこの動作を記述するた
めに使用される。ここでＲＴＭＫは機能を示し、カツコ
の内容は暗号処理装置１６へのキー・パラメータ及びデ
ータ・パラメータ入力を示し、矢印は結果を指示する。
ファイル機密保護の応用例 これまでの部分では、各種の暗号動作を実行するデータ
機密保護装置を有する上位システムの基本的機能、指令
及び副指令を説明した。

次にそのような上位システムを含む複数ドメィン・デー
タ処理システムにおいて、ファイル機密保護がどのよう
にして達成されるかを各種の応用例について説明する。
これらの応用例を説明するために使用するダイヤグラム
は、単純化されたブロック図であるが、これらのダイヤ
グラムに表わされる処理システムは図示されたものより
はるかに複雑なものであることに注意されたい。更に注
意すべきは、谷上＆システムがオペレーティング・シス
テム、適用業務プログラム、記憶アクセス方式等を含む
既知のプログラミング・サポートを使用することである
。本実施例において、記憶アクセス方式はファイル・デ
ータが記憶されている記憶媒体と上位システムとの間で
、ファイル・データの転送が生じるように命令を与える
。複数ドメィン・システムにおけるファイル機密保護こ
こで第１７図を参照すると、そこには複数ドメイン・デ
ータ処理システムの単純化された概念ブロック図が示さ
れる。

このデータ処理システムはデータ機密保護装置を有する
第１の上位システムｊとデータ・ファイルを記憶する構
内設置の記憶媒体（例えば、磁気テープ又はディスク）
と、データ機密保護装置を有する第２の上位システムｋ
と、上位システムｋで復元するために上位システムｊか
ら搬送される構内設置の記憶媒体とを含む。各上位シス
テムの初期設定時間において、１次キー暗号化キーＫＭ
Ｈ０ｊ及びＫＭＨ０ｋが貨幣又はサィコロを投げる等の
ランダムな方法により発生され、次いでそれらキーは各
上位システムＤＳＤのＭＫメモリへ書込まれる。

これに続いて、２次キー暗号化キーＫＥＫｊｋ及びＫＥ
Ｋｋｊが生の形で発生される。これらはシステムによっ
て発生される場合にはクロス・ドメイン・キーＫＮＦｊ
ｋ，ＫＮＦｋｊと呼ばれ、私的に発生させる場合には私
的クロス・ドメィン・キーＫＮＦＰｊｋ，ＫＮＦＰｋｊ
と呼ばれる。次いで生の形のクロス・ドメィン・キーが
特別の使者、書留郵便、電話等によって他の上位システ
ムの権限ある使用者へ秘密裏に伝達される。上位システ
ムｊでは、そこで発生された上位ｊクロス・ドメィン・
キーがマスタ・キー暗号化（ＥＭＫＩ）機能によって上
位ｊマスタ・キーの第１変形の下でＥＫＭＨ，ｉＫＥＫ
ｊｋの如く暗号化されることによって保護され、上位シ
ステムｋから伝達された上位ｋクロス・ドメイン・キー
がマスタ・キー暗号化（ＥＭＫ２）機能によって上位ｊ
マス夕・キーの第２変形の下でＢＫＭＨ２ｉＫＥＫｋｊ
の如く暗号化されることによって保護される。

上位システムｋでは、そこで発生された上位ｋクロス・
ドメィン・キーがマスターキー暗号化（ＥＭＫＩ）機能
によって上位ｋマスタ・キーの第１変形の下でＥｘＭＨ
，ｋＫＥＫｋｊの如く暗号化されることによって保護さ
れ、上位システムｉから伝達された上位ｊクロス・ドメ
ィン・キーはマスタ・キー暗号化（ＥＭＫ２）機能によ
って上位ｋマス夕・キーの第２変形の下でＥＫＭＨ２ｋ
ＫＥＫｊｋの如く暗号化されることによって保護される
。クロス・ドメイン・キーの暗号化が終ると、それらは
暗号動作で必要となるまで、暗号データ・セットへ書込
まれる。上位システムｊと上位システムｋとの間にファ
イル復元キーを設定するために、次のステップはデータ
暗号化キーを共通の操作キーＫＦとして発生させること
である。これは上位システムの１つ（例えば、上位シス
テムｉ）において、擬似乱数を発生させ、それを上位ｊ
マスタ・キーの下で暗号化されたシステム・ファイル・
キーＥＫＭ日ｏｉＫＦｉとして定義する手順によってな
される。これは如何なるキーも生の形で現われないとい
う規則に合致するものである。暗号化されたシステム・
ファイル・キーは、データ・ファイルを作成する際の暗
号化動作のために上位システムｉで保持される。更に、
システム・ファイル・キーを送信上位システムｉから受
信上位システムｋへ伝達するために、上位システムｉは
暗号化されたクロス−ドメィン・キーＥＫＭＨ，ｊＫＥ
Ｋｊｋ及び暗号化されたシステム・ファイル・キーＥＫ
ＮＨｏＫＦｊを用いて特権機能であるＲＦＭＫ機能を実
行する。この機能はシステム・ファイル・キーを上位ｉ
マスタ・キーの下における暗号から送信クロス・ドメィ
ン・キーの下における暗号へ（即ちＥＫＭＨ。ｉＫＦｊ
からＥＫＭＨｉｋＫＦｊへ）、ファイル復元キーとして
再暗号化する。暗号化されたシステム・ファイル・キー
ＥＫＭＨｏｉＫＦ」が発生されると、上位システムｉは
再暗号化機能ＥＣＰＨ〔ＥＫＭＨｏ瓜Ｆｊ、ＤＡＴＡ〕
→ＥＫＦｉＤＡＴＡを実行することによって、データ・
ファイルのためのデータを暗号化することができる。

この機能を実行するに当り、先ずキー解読機能ＤＥＣＫ
〔ＥＫＭＨｏＫＦｊ〕→ＫＦｊが実行されて生の形のシ
ステム・ファイル・キーが作業キーとして発生され、次
いで上位システムｉの生文上でデータ暗号化動作ＥＮＣ
〔ＤＡＴＡ〕→ＥＫＦｉＤＡＴＡが実行され、発生され
た上位ｉ暗号文がデータ・ファイルとして記憶される。
データ暗号化動作が完了すると、権限の無い者が暗号化
されたデータを解読することがないように、パラメータ
ＥＫＭＨ。広Ｐｊが上位メモリから消去される。権限の
無い者による解読は、ＥｘＦ■ＡＴＡを含むデータ・フ
ァイルの複写と、上位ｉメモ川こ保持されているＥＫＭ
ＨｏｉＫＰ」の複写とを手に入れて、解読機能ＤＣＰＨ
〔ＥＫＭＨｏ舷ＦＪ、ＥＫＦｉＤＡＴＡ〕→ＤＡＴＡを
実行することによって可能となるからである。データ・
ファイルが作成された後に、もはや必要ではないパラメ
ータＥＫＭＨｏ舷Ｆｊを消去することによって、上記の
危険は除かれる。今や上位システムｉでファイル復元キ
ーＥＫ８ＨｊｋＫＦＪが得られ、かつシステム・ファイ
ル・キーの下で上位ｊデータが暗号化されたので（ＥＫ
ＦｊＤＡＴＡ）、上位システムｊはファイル復元キーを
へッダー情報として暗号化されたデータＥＫＦｊＤＡＴ
Ａと共に２次記憶媒体上に書込む。今やデータは保護さ
れており、データを保護するシステム・ファイル・キー
も保護されてへツダー情報として、暗号化されたデータ
と共に記憶されているので、上位システムｋでデータ・
ファイルを復元することができる。保護されたデータ・
ファイルは今や特別の使者、書留郵便、又は遠隔通信装
置等によって上位システムｋへ伝達されてよい。ここで
注意すべきは、ファイル復元キーが上位マスタ・キーで
はなくキー暗号化キーＫＥＫｉｋの下で暗号化された操
作キー（１次ファイル・キー）として作られたことであ
る。暗号化された１次ファイル・キーはデータ・ファイ
ルのへツダ−情報として書込まれている。この方法には
多くの利点がある。即ち、‘１｝上位マスタ・キーが変
更されても、ヘッダー情報を変更する必要はない。１次
ファイル・キーが上位マスタ・キーの下で暗号化されて
いれば、上位マスタ・キーが変更される度に、ヘッダー
情報を変更することが必要であろう。

■上位ｉマスタ・キーの外にキー暗号化キーを使用する
ことによって、上位ｊマスタ・キーを上位システムｋへ
知らせる必要はない。‘３’権限の無い者が上位システ
ムｊヘアクセスできたとしても、特権機能であるＲＴＭ
Ｋ機能を実行するためには、上位マスタ・キーの変形の
下で暗号化された２次ファイル・キーＥＫＭＨ２ｉＫＥ
Ｋｊｋヘアクセスして、非特権機能である解読機能ＤＣ
ＰＨ〔ＥＫＭＨｏｉＫＦｊ、ＥＫＦｉＤＡＴＡ〕で使用
する上位ｊマスタ・キーの下で暗号化されたシステム・
ファイル・キ‐ＥＫＭＨｏＫＦｊを得て、ファイル・デ
ータを生の形にしなければならない。しかし上位システ
ムｉでは、暗号化されたキー暗号化キーＥＫＭ日２ｊＫ
ＥＫｊｋは利用可能でなく、ＥｋＭＨ，ｉＫＥＫｊｋの
形になっているので、上記のことは不可能である。

もし１次ファイル・キーがキー暗号化キーＫＥＫｊｋで
はなく上位マスタ・キーＫＭＨ０ｊの下で暗号化されて
おり、権限の無い者が上位システムヘアクセスできれば
、非特権解読機能ＤＣＰＨ〔ＥＫＭＨｏｉＫＦｊＤＡＴ
Ａ〕→ＤＡＴＡを実行するだけでファイル・データを生
の形で得ることができる。今や保護されたデータ・ファ
イルは書留郵便等の人手により、又は遠隔通信装置を用
いて上位システムｋへ伝達されてよい。受信上位システ
ムｋでは、データ・ファイルを復元して暗号化された上
位ｉデータを解読したいならば、ＤＣＰＨ機能を実行す
ることが必要であり、そのためにはパラメータＥＫＭＨ
ｏｋＫＦｊが必要である。

このパラメータはデータ・ファイルのへッダー情報から
誘導されねばならない。従って、データ・ファイルが上
位ｋメモリへ読出され、上位システムｋ‘こよって変換
機能が実行される。これは認可された方法に従って暗号
化されたキー暗号化キーＥＫＭＨ２ｋＫＥＫｊｋにアク
セスし、かつデータ・ファイルから読出された暗号化済
みシステム・ファイル・キ−ＥＫＥＫｊｋＫＦｊを使用
して、特権機能であるＲＴＭＫ機能を実行することによ
って達成される。この機能はシステム・ファイル・キー
をキー暗号化キーの下における暗号から上位マスタ・キ
ーの下における暗号へ（即ちＥＫＥＫｊｋＫＦｊからＥ
ＫＭＨｏｋＫＦｊへ）再暗号化する。今やパラメータＥ
ＫＭＨｏｋＫＦｊを用いて、解読機能〔ＥＫＭＨｏｋＫ
Ｆｊ，ＥＫＦｊＤＡＴＡ〕→ＤＡＴＡを実行することに
より、データ・ファイルを解読することができる。この
動作を実行するに当っては、先ずキー解読動作ＤＥＣＫ
〔ＥＫＭＨ水ＫＦｊ〕→ＫＦｊが実行され、生の形のシ
ステム・ファイル・キーが作業キーとして取出され、次
いでデータ・ファイルから読出された暗号化済みデータ
上でデータ解読動作ＤＥＣ〔ＥＫＦｉＤＡＴＡ〕→ＤＡ
ＴＡが実行されて、上位システムｉの暗号文が生の形で
上位システムｋで得られる。データ管理はデータ・プロ
セッサによって処理される情報の制御、検索、記憶に関
する。

一般的には、それは情報を絹議化し、上位メモリと２次
記憶媒体との間で情報を移動させる責任を有するアクセ
ス方式を含む。当技術分野において、データ・ファイル
の作成及び復元を管理するデータ管理手法として多くの
ものが知られているが、このような手法は本発明の暗号
方式に直接の関連を有しない。従って応用例の説明を簡
明にし、その理解を容易にするために、以下の説明では
、情報を縄識化し、それを上位メモリと２次記憶媒体と
の間で移動させる通常のデータ・管理能力を上位システ
ムが有するものと仮定する。従って、以下の説明は概し
てファイル機密保護を達成する暗号方式に限定すること
にする。更に、第１８図〜第２１図に関連する以下の説
明は、ファイル機密保護を達成する合の動作順序を理解
し易くするため番号を付されている。複数ドメィン・シ
ステムにおいてクロス・ドメィン・キーを使用したファ
イル機密保護第１８Ａ図及び第１８Ｂ図を参照すると、
そこには複数ドメイン・データ処理システムにおいてシ
ステム発生クロス・ドメィン・キーを使用したファイル
機密保護の論理図がブロック形式で示される。

異なったドメィンにある各上位システムの初期設定時間
において、（ＩＡ、ＩＢ）上位マスタ・キーＫＭＨ０ｊ
及びＫＭＨ０ｋが選択され、手動によるＷＭＫ機能又は
上位システム制御のＷＭＫ機能の実行によって、それら
マスタ・キーがＭＫメモリヘロードされる。（２Ａ、が
）次いで、各上位システムは各上位システムに付属した
記憶媒体についてシステム２次ファイル・キーＫＮＦ，
一ＫＮＦｎを限定しかつ他の上位システムとのドメイン
間ファイル通信に使用するクロス・ドメイン・キーＫＮ
Ｆｋｊ及びＫＮＦ幻を限定するために、一連のＧＲＮ機
能の実行を要求する。次いで、クロス・ドメィン・キー
は特別の使者、書留郵便、電話等によって他のドメィン
の責任者へ秘密裏に伝達され、上位ソステムへロードさ
れる。（３Ａ、班）次いで、各上位システムは発生され
たシステム２次ファイル・キー及び他の上位システムか
ら受取ったクロス・ドメイン・キーを上位マスタ・キー
の下で暗号化するため（上位システムｊではＥＫＭＨ２
ｉＫＮＦ手・・・・・・・…・・ＥＫＭＨ２ｊＫＮ８及
びＥＫＭＨ２ＫＮＦｋｊ、上位システムｋでは、ＥＫＭ
Ｍ２ｋＫＮＦ￥・．・．．…．．．．ＥＫＭＨ２ｋＫＮ
Ｆ５及びＥｘＭＨ２ｋＫＮＦｊｋ）、一連のＥＭＫ２機
能の実行を要求する。次いで、各上位システムは送信ク
ロス・ドメィン・キーを上位マスタ・キーの第１変形の
下で暗号化するため（ＥＫＮＨ，舷ＮＦｊｋ又はＥＫＮ
Ｈ，ｋＫＮＦｋｊ）、ＥＭＫＩ機能の実行を要求し、暗
号化されたクロス・ドメイン・キーはファイル及び上位
システムの表示ＩＤと共に各々の暗号データ・セットＣ
ＫＤＳへ書込まれ、後に暗号動作が実行される時に取出
されることになる。データ・ファイルが上位システムｊ
で作成され次いで上位システムｋで復元される場合、上
位システムｊはファイル復元キーを作り指定された記憶
媒体へそれを転送する。‘４’従って、上位システムｉ
は上位ｊマスタ・キーの下で暗号化された１次ファイル
・キーとして定義される乱数ＲＮ＝ＥＫＭＨｏｉＫＦｊ
を発生するためにＧＲＮ機能の実行を要求する。上記の
暗号化は如何なるキーも生の形では現わされないという
目的に合致するものであ‐り、暗号化された１次ファイ
ル・キーは後の暗号動作で使用されるまで上位ｉメモリ
に保持される。｛５１次に１次ファイル・キーを利用し
てファイル復元キーを作るために、上位システムｉは特
権ＲＦＭＫ機能の実行を要求する。

これは暗号化されたクロス・ドメイン・キーＥＫＭＨ，
瓜ＮＦｊｋをキー・パラメータとして得るために、認可
された方法でＣＫＤＳヘアクセスし、暗号化された１次
ファイル・キーＥＫＭＨ。ｊＫＦｊをデータ・パラメー
タとして得るために上位メモリヘアクセスして特権ＲＦ
ＭＫ動作を実行し、よって１次ファイル・キーを上位マ
スタ・キーの下における暗号ＥｘＭＨｏｉＫＦｊからク
ロス・ドメィン・キーの下における暗号ＥＫＮＦｉｋＫ
Ｆｊヘフアイル復元キーとして再暗号化することによっ
て達成される。【６１上位システムｉは暗号値ＥｘＭＨ
ｏｉＫＦｊを有するので、上位ｊ暗号文をデータ・ファ
イルとして得るために、上位ｉマスタ・キーの下で暗号
化された１次ファイル・キーを使用して上位ｉデータを
暗号化するＥＣＰＨ機能の実行を要求する。データ暗号
化動作が完了すると、パラメータＥＫＭＨｏ水Ｆｊは上
位ｊメモリから消去され、権限の無い者がこの情報ヘア
クセスして、暗号化されたデータを解読ＤＣＰＨ機能に
よって解読しないようにされる。（７Ａ、７Ｂ）次に上
位システムｊは暗号化された上位ｊデータＥＫＦｊＤＡ
ＴＡｊと共にファイル復元キーＥＫＮＦｉｋＫＦｊをへ
ツダー情報として２次記憶媒体へ書込みデータ・ファイ
ルを作成する。ファイル復元キ−を記憶媒体へ書込む代
りに、プリンタの如き出力装置へ書出し、その出力をオ
フロードして、私的キーとして処理することができる。
データ・ファイルが復元される時までファイル復元キー
を秘密裏に（例えば、物理的に機密が保たれる金庫室に
）保管することによって、暗号化されたデータへのアク
セスを追加的に管理することができる。｛８１ここでデ
ータ・ファイルは特別の使者、書留郵便等によって上位
システムｋへ搬送されるか、又は関連出願に説明される
通信機密保護方式を用いて、通信回線を介して上位シス
テムｋへ伝達される。‘９１データ・ファイルが復元さ
れる時、そのファイルは上位システムｋへ読出される。
（鱗）ファイル復元キーが私的キーとしてオフ口−ドさ
れ、秘密裏に保管されたのであれば、そのファイル復元
キーは秘密裏に上位システムｋの責任者へ伝達され、入
力装置を介して上位システムｋヘロードされる。００今
や上位システムｋ‘ま暗号化されたクロス・ドメイン・
キーＥＫ一日２ｋＫＮＦｊｋを得るために認可された方
法でＣＫＤＳヘアクセスし、１次ファイル・キーをクロ
ス・ドメイン・キーの下における暗号から上位ｋマスタ
・キーの下における暗号へ再暗号化するために、ＯＵ暗
号化されたクロス・ドメイン・キー、及びデータ・ファ
イルから謙出されるか又は入力装置を介してロードされ
たファイル復元キーＥＫＮｐｉｋＫＦｊを用いて、特権
ＲＴＭＫ機能を実行する。

０２今や上位システムｋはパラメータＥｋＭＨｏｋＫＦ
ｊを使用し、上位ｉデータを生の形で得るためにＤＣＰ
Ｈ動作を実行してデータ・ファイルを解読することがで
きる。

上位システムｉでデータ・ファイルを作成し上位システ
ムｋでそれを復元する上記のファイル機密保護の例は、
システム発生のクロス・ドメィ．ン・キーＫＮＦｊｋを
利用したが、もし所望ならば、上位システムｉの使用者
は前もって私的クロス・ドメイン・キーＫＮＦＰｊｋを
限定してそれを秘密裏に上位システムｋの責任ある使用
者へ伝達してもよいことが明らかであろう。

私的キーを限定しそれが双方の上位システムで利用可能
となった後は、私的キーを使用して１つの上位システム
でデータ・ファイルを作成し他のシステムでそれを復元
するのに必要な動作は、システム発生のクロス・ドメィ
ン・キーを使用する場合と同様である。単一ドメィン・
システムから複数ドメィン・システムへのファイル復元
ここで第１９図を参照すると、そこにはデー夕・ファイ
ルを始めに第１上位システムで復元するために作成し、
次いでそのデータ・ファイルを第２上位システムへ搬送
してそこで復元する場合のファイル機密保護の論理図が
ブロック形式で示される。

複数ドメィン・データ処理システムにおいて、機密保護
データ・ファイルが第１上位システムで作成され、反復
的処理のためにそこで復元され、或る時間だけ保存した
後にそのデータ・ファイルを第２上位システムへ搬送し
てそこで復元する場合がある。この場合、機密保護デー
タ・ファイルに付属したキーであって第１上位システム
でファイル・データを復元させる第１のファイル復元キ
ーは、第２上位システムでファイル・データを復元させ
る第２のファイル復元キーで置換されねばならない。機
密保護データ・ファイルを単一上位システムで作成しか
つ復元する手法は関連出願で詳細に説明されている。異
つたドメィンにある各上位システムの初期設定時間にお
いて、（ＩＡ、ＩＢ）上位マスタ・キーＫＭＨ０ｊ及び
ＫＭＨ０ｋが選択され、手動によるＷＭＫ機能又は上位
システム制御のＷＭＫ機能を実行することによって、上
位マスタ・キーがＭＫメモリへｏ‐ド＆１る。

（狐、が）次いで各上位システムは、付属した記憶媒体
の各々についてシステム２次ファイル・キーＫＮＦ，一
ＫＮＦｎを限定しかつ各上位システムのためにクロス・
ドメイン・キーＫＮＦｊｋ及びＫＮＦ灯を限定するため
に、一連のＣＲＮ機能の実行を要求する。限定されたク
ロス・ドメィン・キーは他のドメィンの責任ある使用者
へ特別の使者、書留郵便、電話等によって秘密裏に伝達
され、その上位システムへロードされる。（３Ａ、＄）
次いで各上位システムは発生されたシステム２次ファイ
ル・キーの各々及び他の上位システムから受取ったクロ
ス・ドメィン・キーを上位マス夕・キーの第２変形によ
って暗号化するために（上位システムｊにおいてはＥＫ
ＮＨ２ｉＫＮＦ量・・…・…・・・ＥＫＭＨ２ｉＫＮＦ
も及びＥＫＭＨ２ｊＫＮＦｋｊ、上位システムｋにおい
てはＥＫＭＨ２ｋＫＮＦ￥・・・・・・・・・・・・Ｅ
ＫＭＨ２ｋＫＮＦ占及びＢｘＭＨ２ｋＫＮＦｊｋ）、一
連のＥＭＫ２機能の実行を要求する。次いで、谷上位シ
ステムは送信クロス・ドメイン・キーを上位マスタ・キ
ーの第１変形の下で暗号化するために（ＥＫＭ川ｉＫＮ
Ｆｊｋ及びＥＫＭＨ，ｋＫＮＦｋｊ）、ＥＭＫＩ機能の
実行を要求し、暗号化されたクロス・ドメィン・キーは
ファイル及び上位システムの表示ｍと共に、暗号データ
・セットＣＫＤＳへ書込まれ、後の暗号動作が実行され
る時に取出されることになる。データ・ファイルが上位
システムｊで作成されかつそこで復元される時、上位シ
ステムｉはファイル復元キーを編成し、それを指定され
た記憶媒体へ転送する。

‘４１従って、上位システムｉは、指定された記憶媒体
のシステム２次ファイル・キーの下で暗号化された１次
ファイル・キーとして定義される乱数ＲＮ＝ＥＫＮＦ…
ＫＦｊを発生するため、ＧＲＮ動作の実行を要求する。
上記の暗号化は、如何なるキーも生の形では現われない
という目的に合致するものであり、暗号化された１次フ
ァイル・キーはファイル復元キーとして上位ｉメモリに
保持される。‘５１次いで上位システムｉは、１次ファ
イル・キーを利用してデータを暗号化するために、特権
ＲＴＭＫ機能の実行を要求する。これは指定された記憶
媒体の暗号化済み２次ファイル．キーＥ肌一２ｊＫＮＦ
事をキー・パラメータとして得るために認可された方法
でＣＫＤＳヘアクセスし、ファイル復元キーＥＫＮＦ量
ＫＦｊをデータ・パラメータとして得るために上位ｊメ
モリヘアクセスして特権ＲＴＭＫ機能を実行することに
よって達成され、それによって１次ファイル・キーは２
次ファイル・キーの下における暗号から上位ｉマスタ・
キーの下におけるＥＫＭＨｏｊＫＦｊへ再暗号化される
。‘６１上位システムｊは、暗号値ＥＫＭＨｏｊＫＦｊ
を誘導した後に、上位ｉマスタ・キーの下で暗号化され
た１次ファイル・キーを使用して、指定された記憶媒体
上に記憶されるべき上位ｉデータを暗号化するために、
ＥＣＰＨ動作の実行を要求する。データ暗号化動作が完
了すると、パラメータＥＫＭＨｏｊＫＦｊが上位メモリ
から消去され、権限の無い者がこの情報ヘアクセスして
、暗号化されたデータを解読（ＤＣＰＨ）機能によって
解読することができないようにされる。（７Ａ、７Ｂ）
今や上位システムｉは暗号化された上位ｉデータＥＫＦ
ｊＤＡＴんと共にファイル復元キーＥＫＮＦまＫＦｊを
へッダー情報として２次記憶媒体に書込みデータ・ファ
イルを作成する。このファイル機密保護方式では、機密
保護データ・ファイルを上位システムｊで復元し処理し
てよい。しかしデータ−ファイルを上位システムｋへ搬
送してそこで復元する場合、ヘツダー情報中に含まれる
ファイル復元キーは上位システムｋでデータ・ファイル
を復元させることのできるファイル復元キーで置換され
なければならない。【８｝従って、データ・ファイルを
作成した上位システムｉでそのデータ・ファイルを復元
させる単一ドメィン・ファイル復元キーを含むへッダー
情報が上位システムｊへ読出される。■上位システムｉ
は暗号化された２次ファイル・キーＥＫＭＨ２ｉＫＮＦ
ぎを得るために認可された方法でＣＫＤＳヘアクセスし
、【■１次ファイル・キーを２次ファイル・キーの下に
おける暗号から上位ｊマスタ・キーの下における暗号へ
（即ちＥＫＮＦ字ＫＦｊからＥＫＭＨｏｉＫＦｊへ）再
暗号化するために、暗号化された２次ファイル・キーＥ
ＫＭＨ２ｊＫＮＦぎ及びへッダー情報のファイル復元キ
ーＥＫＭＨ量ＫＦｊを使用して特権ＲＴＭＫ機能を実行
する。ＯＵ次に上位システムｊは、データ・ファイルを
上位システムｋで復元させるファイル復元キーを作成す
るため特権ＲＦＭＫ機能の実行を要求する。これは暗号
化されたクロス・ドメィン・キーＥＫＭＨ，ｉＫＮＦｊ
ｋをキー・パラメータとして得るために認可された方法
でＣＫＤＳヘアクセスし、暗号化された１次ファイル・
キーＥＫＭＨｏｊＫＦｊをデータ・パラメータとして得
るために上位ｊメモリヘアクセスして、特権ＲＦＭＫ機
能を実行することによって達成され、それによって１次
ファイル・キーは上位ｉマスタ・キーの下における暗号
ＥＫＭＨＯＫＦｊからクロス・ドメイン・キーの下にお
ける暗号ＥＫＮＦｉｋＫＦｊへ再暗号化される。０２今
や新しいファイル復元キーＥＫＮＦｉｋＫＦｊは上位シ
ステムｋでデータ・ファイルを復元させるための薪しい
へッダー情報として書込まれてよい。

新しいファイル復元キーを記憶媒体へ書込む代りに、そ
れをプリンタの如き出力装置へ書込み、その出力をオフ
ロードして私的キーとすることができる。この場合、暗
号化されたデータへのアクセスはファイル復元キーを秘
密に保持する手段（例えば、物理的に安全な金庫室）に
よって、データ・ファイルを復元する時まで追加的に管
理されることになる。０３今や機密保護データ・ファイ
ルは上位システムｋへ特別の使者、書留郵便等によって
搬送されるか、関連出願に説明される通信機密保護方式
を使用し通信回線を介して伝達される。

（１４Ａ、１の）データ・ファイルを復元すべき時、フ
ァイルが上位システムｋへ謙出される。もしファイル復
元キーがオフロードされ、私的キーとして秘密に保持さ
れたのであれば、ファイル復元キーは秘密裏に上位シス
テムｋの責任ある使用者へ伝達され、入力装置を介して
上位システムｋヘロードされる。今や上位システムｋは
０９暗号化されたクロス・ドメイン・キーＥＫｗＨ２ｋ
ＫＮＦｊｋを得るために認可された方法でＣＫＤＳヘア
クセスし、０８１次ファイル・キーをクロス・ドメイン
・キーの下における暗号から上位ｋマス夕・キーの下に
おる暗号へ（即ち、ＥＫＮＦ水ＫＦｊからＥＫＭＨｏｋ
ＫＦｊへ）再暗号化するために、暗号化されたクロス・
ドメィン・キー、及びデータ・ファイルから謙出される
か又は入力装置を介してロードされたファイル復元キー
ＥＫＮＦｉｋＫＦｊを使用して特権ＲＴＭＫ機能を実行
する。０の今や上位システムｋ‘ま、パラメータＥＫＭ
ＨｏｋＫＦｊを使用し解読ＤＣＰＨ機能を実行すること
によってデータ・ファイルを解読し上位ｉデータを生の
形で得ることができる。

複数ドメィン・システムにおいて私的キーを使用したフ
ァイル機密保護ここで第２０図を参照すると、そこには
複数ドメイン・データ処理システムの１つのドメインに
ある上位システムで作成されたデータ・ファイルを他の
ドメィンにある上位システムで復元する場合の私的キー
を使用したファイル機密保護の論理図がブロック形式で
示される。

或る状況では、端末使用者の私的プロトコルを使用して
私的レベルのファイル機密保護を達成することができる
。その場合、システムによって発生されたのではなく予
め端末使用者によって限定された私的クロス・ドメィン
・キーＫＮＦＰｊｋを使用して、ファイル機密保護が達
成される。具体的には、（ＩＡ、ＩＢ）先ず異なったド
メィンにある各上位システムの初期設定時間において、
上位マスタ・キーＫＭＨ０ｊ及びＫＭＨ０ｋが選択され
、手動によるＷＭＫ機能又は上位システム制御のＷＭＫ
機能の実行によって、それらキーが各上位システムのＭ
Ｋメモリヘロードされる。（２Ａ、波）次いで上位シス
テムｉの端末使用者は、上位システムｋでの復元を可能
とするファイル復元キーを作るための私的クロス・ドメ
イン・キーＫＮＦＰｊｋを限定する。私的キーは、上位
システムｋの権限ある使用者へ秘密裏に特別の使者、書
留郵便、電話等によって伝達され、（松、班）更にこれ
らキーは各上位システムへロードされる。（叫、伍）次
に各上位システムは、各上位マスタ・キーの第２変形の
下で私的クロス・ドメイン・キーを暗号化するために（
上位システムｊにおいてはＥＫＭＨ２ｊＫＮＦＰｊｋ、
上位システムｋにおいてはＢＫＭＨ２ｋＫＮＦＰｊｋ）
、ＥＭＫ２機能の実行を要求し、（弘、由）次いで暗号
化された私的クロス・ドメィン・キーは上位システムの
表示ＩＤと共に暗号データ・セットＣＫＤＳへ書込まれ
、後に暗号動作が実行される時に取出される。上位シス
テムｉでデータ・ファイルが作られる時、上位システム
ｊはファイル復元キーを準備し、それを指定された記憶
媒体へ送る。‘６１そのため、上位システムｊは私的ク
ロス・ドメイン・キーの下で暗号化された１次ファイル
・キーとして定義される乱数ＲＮ＝ＥＫＮＦＰｉｋＫＦ
を発生するために、ＧＲＮ機能の実行を要求する。上記
の暗号化は如何なるキーも生の形で現われないという目
的にかなうものであり、暗号化された１次ファイル・キ
ーはファイル復元キーとして上位ｉメモリに保持される
。【７｝次に１次ファイル・キーを使用してデータを暗
号化するために、上位システムｉは特権ＲＴＭＫ機能の
実行を要求する。これは暗号化された私的クロス・ドメ
イン・キーＥ肌一２ｉＫＮＦＰｊｋをキー・パラメータ
として得るために認可された方法でＣＫＤＳヘアクセス
し、ファイル復元キーＥｘＮＦＰｉｋＫＦをデータ・パ
ラメータとして得るために上位メモリヘアクセスして、
特権ＲＴＭＫ機能を実行することによって達成され、そ
れによって１次ファイル・キーは私的クロス・ドメィン
・キーの下における暗号から上位ｉマスタ・キーの下に
おける暗号ＥＫＭＨｏｉＫＦへ再暗号化される。棚上位
システムｉは暗号値ＥＫＭＨｏ広Ｆを譲導した後にＥＣ
ＰＨ機能の実行を要求し、よって上位ｊマスタ・キーの
下で暗号化された１次ファイル・キーを使用して、指定
された記憶媒体へ記憶すべき上位ｉデータが暗号化され
る。データ暗号化動作が完了すると、パラメータ８ｘＭ
Ｈｏ水Ｆが上位ｉメモリから消去される。これは権限の
無い者がそのパラメータにアクセスして、暗号化された
データを解読（ＤＣＰＨ）機能により解読できないよう
にする。（船、班）今や上位システムｉは暗号化された
上位ｊデータＥＫＦＤＡＴＡｉを２次記憶媒体へデータ
・ファイルとして書込むことができる。ファイル復元キ
ーはデータ・ファイルのへツダー情報として書込まれて
もよいが、これはデータ・ファイルの複写を手に入れた
無権限の者が上位システムｉヘアクセスして特権ＲＴＭ
Ｋ機能を実行し、ＤＣＰＨ機能で使用可能な形の１次フ
ァイル・キーを得て、生の形の上位ｉデータを、得る可
能性がある。従って、より安全な方法としては、ファイ
ル復元キーを記憶媒体へ書込む代りに、それをプリンタ
の如き出力装置へ書出し、その出力をオフロードして私
的キーとすることである。この場合、暗号化されたデー
タへのアクセスは、ファイル・データを復元すべき時ま
で暗号化された１次ファイル・キーを例えば物理的に安
全な金庫室へ保管することによって、追加的に管理され
ることになる。■今や機密保護データ・ファイルは上位
システムｋへ特別の使者、書留郵便等によって搬送され
てよく、又は関連出願に説明される通信機密保護方式を
用いて通信回線を介して伝送されてよい。（１１Ａ、ｌ
ＩＢ）上位システムｋでファイル・データが復元される
時、データが上位システムｋへ謙出される。更に前もっ
てオフロードされ、秘密裏に私的キーとして保管されて
いたファイル復元キーが秘密裏に上位システムｋの貢任
る使用者へ伝達され、入力装置を介して上位システムｋ
ヘロードされる。勿論、ファイル復元キーはへッダー情
報としてファイル・データと共に読出されてもよい。０
２上位システムｋは、暗号化されたクロス・ドメイン・
キーＢＫＭＨ２ｋＫＮＦＰｊｋを得るために認可された
方法でＣＫＤＳヘアクセスし、０３１次ファイル・キー
を私的クロス・ドメイン・キーの下における暗号から上
位ｋマスタ・キーの下における暗号へ（即ち、ＥＫＮＦ
ＰｉｋＫＦからＥＫＭＨｏｋＫＦへ）再暗号化するため
に、暗号化されたクロス・ドメィン・キー、及び入力装
置を介してロードされるか又はデータ・ファイルから謙
出されたファイル復元キーＥＫＮＦＰｊｋＫＦを使用し
て、特権ＲＴＭＫ機能を実行する。

■今や上位システムｋ‘ま、パラメータＥＫＭＨｏｋＫ
Ｆを用いて解読（ＤＣＰＨ）機能を実行することにより
データ・ファィルを解読し、上位ｊデ−夕を生の形で得
ることができる。私的キーを使用する或る状況において
は、ブロトコルを使用して私的レベルのファイル機密保
護を達成することができる。その場合、キーの選択及び
管理は使用者の責任であり、暗号サービスの要求は端末
使用者によって明示的に表明される。従って、そのよう
な状況では、端末使用者は前の例と同じく私的クロス・
ドメイン・キーを限定し、それを他の端末使用者へ秘密
裏に伝達する。次いで各々の上位システムは、暗号化さ
れた私的クロス・ドメィン・キーＥＫＭＨ２ＫＮＦＰｊ
ｋを得るために、ＥＭＫ２機能の実行を要求する。暗号
サービスはシステムではなく端末使用者によって明示的
に表明されるので、暗号化されたクロス・ドメィン・キ
ーはＣＫＤＳへは書込まれず、プリンタの如き出力装置
へ書出され、出力された複写はデー夕・ファイルが上位
システムで作成される時まで、例えば金庫室へ秘密裏に
保管される。後にデータ・ファイルの作成又は復元のた
めに暗号サービスが要求される時、この複写は保管され
た機密保護領域から取出され、暗号化されたクロス・ド
メイン・キーが上位メモリヘロードされる。１つの上位
システムでデータ・ファイルを作成し、他の上位システ
ムでそれを復元する動作は前に第１８Ａ図及び第１８Ｂ
図に関して説明したものと同じである。

複数ドメィン・システムにおいて私的キー及び全面的に
私的なプロトコルを使用したファイル機密保護ここで第
２１図を参照すると、そこには複数ドメイン・データ処
理システムの１つのドメインにある上位システムで作成
したデータ・ファイルを他のドメィンにある上位システ
ムで復元するため、私的キー及び全面的に私的なプロト
コルを使用したファイル機密保護の論理図がブロック形
式で示される。

上記ブロトコルは全面的に私的であるから処理システム
へは知られていない。全面的に私的なシステムにおいて
キーの選択、管理及びデータの転送は暗号動作が実行さ
れていることをシステムへ知らせることなくなされる。
どのような暗号動作を実行するかは端末使用者へのみ知
られている。従ってこの場合、異つたドメインにある各
上位システムの初期設定時間において、（ＩＡ、ＩＢ）
上位マスタ・キーＫＭＨ０ｊ及びＫＭＨ０ｋが選択され
、それらのキーは手動作によるＷＭＫ機能又は上位制御
のＷＭＫ機能の実行を要求することによって、谷上位シ
ステムのＭＫメモリヘロードされる。（２Ａ、波）次い
で、上位システムｉの端末使用者は、上位システムｋで
復元されるデータ・ファイルを作成するのに使用する私
的システム・ファイル・キーを限定する。このキーは上
位システムｋの権限ある使用者へ特別の使者、書留郵便
、電話等によって秘密裏に伝達され、（泌、粗）次いで
そのキーは、各上位システムヘロードされる。（４Ａ、
蟹）次に各上位システムは私的システム・ファイル・キ
ーを上位マスタ・キーの下で暗号化するために（上位シ
ステムｉではＥＫＭｕ。ｉＫＦＰｊｋ、上位システムｋ
ではＥＫＮＨｏｋＫＦＰｉｋ）、ＥＭＫＯ機能の実行を
要求する。（弘、由）結果の暗号値はＣＫＤＳへ書込ま
れず、プリンタの如き出力装薄へ書出され、（船、脂）
出力された複写はデータ・ファイルが作成され又は復元
される時まで、谷上位システム側の例えば金庫室へ秘密
裏に保管される。｛７｝データ・ファイルを上位システ
ムｉで作成すべき時、私的システム・ファイル・キーの
複写が保管された機密保護領域から取出され、後の暗号
サービスのために上位ｉメモリヘロードされる。【８｝
次に、暗号化された私的システム・ファイル・キーＫＦ
Ｐｊｋを操作キーとして使用して上位ｉデータを暗号化
しよって暗号化されたデータＥｘＦＰｉｋＤＡＴんを得
るために、ＥＣＰＨ機能の実行が要求される。上記の暗
号化デ−夕はデータ・ファイルとして記憶媒体へ転送さ
れる。‘９’今や機密保護データ・ファイルは上位シス
テムｋへ特別の使者、書留郵便等によって搬送されるか
、又は通信回線上を伝送されてよい。ＯＱ後に上位シス
テムｋでデータ・ファイルを復元すべき時、暗号化され
た私的システム・ファイル・キーが上位システムｋ側の
機密保護領域から取出され、暗号サービスの要求に備え
て上位メモリｋヘロードされる。ＯＵそしてデータ．フ
ァイルが上位システムｋへ謙出され、０２暗号化データ
を解読して上位ｉデータを生の形で得るために、解読（
ＤＣＰＨ）機能の実行が要求される。

【図面の簡単な説明】

第１図は複数ドメイン・データ処理システムのブロック
図、第２図は第１図のデータ処理システムで使用される
データ機密保護装置のブロック図、第３図は論理的及び
物理的に機密を保ちつつ暗号機能を実行する暗号処理装
置のブロック図、第４図は手動によるＷＭＫ機能のブロ
ック図、第５図は上位制御のＷＭＫ機能のブロック図、
第６図はＤＥＣＫ機能のブロック図、第７図はＥＮＣ機
能のブロック図、第８図はＤＥＣ機能のブロック図、第
９図はＧＲＮ機能のブロック図、第１０図はＥＭＫＯ機
能のブロック図、第１ １図はＥＭＫＩ機能のブロック
図、第１２図はＥＭＫ２機能のブロック図、第１３図は
ＥＣＰＨ機能のブロック図、第１４図はＤＣＰＨ機能の
ブロック図、第１５図はＲＦＭＫ機能のブロック図、第
１６図はＲＴＭＫ機能のブロック図、第１７図は複数ド
メィン・データ処理システムにおける暗号ファイル機密
保護の基本的概念を示すブロック図、第１８図は第１８
Ａ図及び第１８Ｂ図の配置構成を示す図、第１８Ａ図及
び第１８Ｂ図は複数ドメィン・データ処理システムにお
ける暗号ファイル機密保護の詳細を示すブロック図、第
１９図は第１９Ａ図及び第１９Ｂ図の配置構成を示す図
、第１９Ａ図及び第１９Ｂ図は複数ドメィン・データ処
理システムの１つのドメィンでデータ・ファイルを復元
するためファイル復元キーを復元し他のドメィンのデー
タ・ファイルを復元するため上記ファイル復元キーを他
のファイル復元キーで置換する場合の暗号ファイル機密
保護の詳細を示すブロック図、第２０図は複数ドメィン
・データ処理システムにおいて私的クロス・ドメィン・
キーを使用した暗号ファイル機密保護の詳細を示すブロ
ック図、第２１図は複数ドメィン・データ処理システム
において私的システム・ファイル・キーを使用した暗号
ファイル機密保護の詳細を示すブロック図である。 １……プロセッサ、２……メモリ、３……チヤネル、４
，５，６，９，１０……制御ユニット、１１・・・・・
・データ機密保護装置、７・・・・・・通信制御装置、
１２・・・・・・暗号装置、１３・・・・・・ＭＫメモ
リ、１４……ＤＳＤアダプタ、１５・・…・手動ェント
リィ装置、１６……暗号処理装置、１７……バッファ・
レジスタ、１８……上部バッファ・レジスタ、１９・・
・・・・下部バッファ・レジスタ、２０・・・…作業キ
ー・レジスタ、２１……パリティ検査回路、２２・・・
・・・データ・レジスタ、２３・・・・・・上部データ
・レジスタ、２４……下部データ・レジスタ、２５・・
・…暗号機能回路、２６・・・…パリティ検査回路。 ＦＩＧ．３ ＦＩＧ．ｌ ＦＩＧ．２ ＦＩＧ．４ ＦＩＧ．５ 一 ＦＩＧ．６ ＦＩＧ．９ ＦＩＧ．７ ＦＩＧ．８ ＦＩＧ．１０ ＦＩＧ．１１ ＦＩＧ．１２ ＦＩＧ．１３ ＦＩＧ．１４ ＦＩＧ．１５ ＦＩＧ．・６ ＦＩＧ．１８８ ＦＩＧ．１７ ＦＩＧ．１８Ａ ＦＩＧ．１８ ＦＩＧ．１９Ａ ＦＩＧ．１９８ ＦＩＧ．１９ ＦＩＧ．２０ ＦＩＧ．２１

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. １ １つのドメインにある第１上位システムで機密保護
   データ・フアイルを作成し他のドメインにある第２上位
   システムで上記データ・フアイルを復元し得る複数ドメ
   イン・データ処理システムにおいて、上記機密保護デー
   タ・フアイルを作成するために上記第１上位システムの
   生文を第１のフアイル・キーの下で暗号化して第１上位
   システム暗号文を発生させ上記第１上位システムから上
   記第２上位システムへのフアイル通信を示す第２のフア
   イル・キーの下で上記第１フアイル・キーを暗号化しそ
   れをフアイル復元キーとして上記暗号文の復元を可能な
   らしめるようにしたデータ・フアイル作成方法。