JP2000122534A - 暗号化方法 - Google Patents
暗号化方法Info
- Publication number
- JP2000122534A JP2000122534A JP11295776A JP29577699A JP2000122534A JP 2000122534 A JP2000122534 A JP 2000122534A JP 11295776 A JP11295776 A JP 11295776A JP 29577699 A JP29577699 A JP 29577699A JP 2000122534 A JP2000122534 A JP 2000122534A
- Authority
- JP
- Japan
- Prior art keywords
- pseudo
- sum
- bit
- string
- function
- Prior art date
- Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
- Pending
Links
Classifications
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L9/00—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols
- H04L9/06—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols the encryption apparatus using shift registers or memories for block-wise or stream coding, e.g. DES systems or RC4; Hash functions; Pseudorandom sequence generators
- H04L9/065—Encryption by serially and continuously modifying data stream elements, e.g. stream cipher systems, RC4, SEAL or A5/3
- H04L9/0656—Pseudorandom key sequence combined element-for-element with data sequence, e.g. one-time-pad [OTP] or Vernam's cipher
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L9/00—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols
- H04L9/06—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols the encryption apparatus using shift registers or memories for block-wise or stream coding, e.g. DES systems or RC4; Hash functions; Pseudorandom sequence generators
- H04L9/0643—Hash functions, e.g. MD5, SHA, HMAC or f9 MAC
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L9/00—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols
- H04L9/06—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols the encryption apparatus using shift registers or memories for block-wise or stream coding, e.g. DES systems or RC4; Hash functions; Pseudorandom sequence generators
- H04L9/0618—Block ciphers, i.e. encrypting groups of characters of a plain text message using fixed encryption transformation
- H04L9/0625—Block ciphers, i.e. encrypting groups of characters of a plain text message using fixed encryption transformation with splitting of the data block into left and right halves, e.g. Feistel based algorithms, DES, FEAL, IDEA or KASUMI
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Computer Security & Cryptography (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Power Engineering (AREA)
- Storage Device Security (AREA)
- Information Retrieval, Db Structures And Fs Structures Therefor (AREA)
- Mobile Radio Communication Systems (AREA)
- Compression, Expansion, Code Conversion, And Decoders (AREA)
Abstract
(57)【要約】
【課題】 ハッシュ関数を用いた暗号化を効率化する。
【解決手段】 相異なる擬似ランダム関数を使用するの
ではなく同じ擬似ランダム関数を２回使用する暗号化方
法により、暗号化を効率化する。さらに、本発明は、非
常に効率的なハッシュ関数を使用する。本発明のハッシ
ュ関数は、乗算を使用するのではなくキーａとデータス
トリングｍの和を２乗する２乗ハッシュ関数ｈ（ｍ）＝
（ｍ＋ａ）2 ｍｏｄ ｎである（データストリングの
ビット数は２ｎ）。その結果、ハッシュ演算は、従来技
術で使用される非効率的なハッシュ関数によって要求さ
れるｗ2回の演算ではなく、（ｗ2＋ｗ）／２回の演算し
か必要としない。さらに、本発明は、従来技術の排他的
ＯＲ演算を、ｎを法とする加算で置き換える。擬似ラン
ダム関数ｆは、好ましくは、周知の標準であるＳＨＡ擬
似ランダム関数である。
ではなく同じ擬似ランダム関数を２回使用する暗号化方
法により、暗号化を効率化する。さらに、本発明は、非
常に効率的なハッシュ関数を使用する。本発明のハッシ
ュ関数は、乗算を使用するのではなくキーａとデータス
トリングｍの和を２乗する２乗ハッシュ関数ｈ（ｍ）＝
（ｍ＋ａ）2 ｍｏｄ ｎである（データストリングの
ビット数は２ｎ）。その結果、ハッシュ演算は、従来技
術で使用される非効率的なハッシュ関数によって要求さ
れるｗ2回の演算ではなく、（ｗ2＋ｗ）／２回の演算し
か必要としない。さらに、本発明は、従来技術の排他的
ＯＲ演算を、ｎを法とする加算で置き換える。擬似ラン
ダム関数ｆは、好ましくは、周知の標準であるＳＨＡ擬
似ランダム関数である。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、データ操作に関
し、特に、データ暗号化に関する。
し、特に、データ暗号化に関する。
【０００２】
【従来の技術】ブロックデータ暗号化とは、データのブ
ロックあるいはストリングを入力し、対応する暗号化さ
れたデータのブロックあるいはストリングを生成するも
のである。ブロック暗号化は、セルラ通信のような容易
に傍受可能な通信を使用する際にデータセキュリティを
提供するために用いられる。
ロックあるいはストリングを入力し、対応する暗号化さ
れたデータのブロックあるいはストリングを生成するも
のである。ブロック暗号化は、セルラ通信のような容易
に傍受可能な通信を使用する際にデータセキュリティを
提供するために用いられる。
【０００３】以前は、データのブロックを暗号化するた
めに、Luby-Rackoff法を用いた。この方法を図１に例示
する。ステップ１００で、２ｎビットを含む暗号化され
るべきデータのブロックを入力する。ステップ１０２
で、２ｎビットの入力データのブロックあるいはストリ
ングを、それぞれＬ0およびＲ0とラベルされたｎビット
の２個のブロックに分割する。ステップ１０４で、Ｒ0
データブロックは、擬似ランダム関数ｆ1のオペランド
として使用される。擬似ランダム関数ｆ1は、ＲＩＰＥ
−ＭＤ擬似ランダム関数、ＧＧＭ擬似ランダム関数、あ
るいはＭＤ５擬似ランダム関数のような関数とすること
が可能である。ステップ１０４からの出力と、ステップ
１０２からのＬ0ビットストリングとの排他的ＯＲをと
る。ステップ１０６の出力はステップ１０８に渡され
る。ステップ１０８で、ステップ１０６の出力をｎビッ
トのＲ1として用い、Ｌ1は、同じくｎビットのＲ0に等
しいとセットされる。ステップ１１０で、Ｒ1は第２の
擬似ランダム関数ｆ2のオペランドとして使用される。
擬似ランダム関数ｆ2は、擬似ランダム関数ｆ1とは異な
る。ステップ１１２で、ステップ１１０によって得られ
る結果と、Ｌ1との排他的ＯＲをとる。ステップ１１４
で、ステップ１１２の出力をｎビットストリングＲ2と
して記憶し、ストリングＬ2は、ｎビットストリングＲ1
に等しいとセットされる。ステップ１１６で、ストリン
グＲ2は、擬似ランダム関数ｆ3のオペランドとして使用
される。擬似ランダム関数ｆ3は、擬似ランダム関数ｆ1
およびｆ2とは異なる。ステップ１１８で、擬似ランダ
ム関数ｆ3の出力と、値Ｌ2の排他的ＯＲをとる。ステッ
プ１２０で、ステップ１１８の出力をｎビットストリン
グＲ3として記憶し、ストリングＬ3は、ｎビットストリ
ングＲ2に等しいとセットされる。ステップ１２２で、
擬似ランダム関数ｆ4は、ストリングＲ3をオペランドと
して使用して、ステップ１２４によって使用される出力
を生成する。擬似ランダム関数ｆ4は、擬似ランダム関
数ｆ1〜ｆ3とは異なる。ステップ１２４で、擬似ランダ
ム関数ｆ4の出力と、ストリングＬ3の排他的ＯＲをと
る。ステップ１２６で、ステップ１２４からの出力をｎ
ビットストリングＲ4として記憶し、ストリングＬ4は、
ｎビットストリングＲ3に等しいとセットされる。ステ
ップ１２８で、ストリングＬ4およびＲ4は、図示された
暗号化方法の２ｎビット出力として出力される。
めに、Luby-Rackoff法を用いた。この方法を図１に例示
する。ステップ１００で、２ｎビットを含む暗号化され
るべきデータのブロックを入力する。ステップ１０２
で、２ｎビットの入力データのブロックあるいはストリ
ングを、それぞれＬ0およびＲ0とラベルされたｎビット
の２個のブロックに分割する。ステップ１０４で、Ｒ0
データブロックは、擬似ランダム関数ｆ1のオペランド
として使用される。擬似ランダム関数ｆ1は、ＲＩＰＥ
−ＭＤ擬似ランダム関数、ＧＧＭ擬似ランダム関数、あ
るいはＭＤ５擬似ランダム関数のような関数とすること
が可能である。ステップ１０４からの出力と、ステップ
１０２からのＬ0ビットストリングとの排他的ＯＲをと
る。ステップ１０６の出力はステップ１０８に渡され
る。ステップ１０８で、ステップ１０６の出力をｎビッ
トのＲ1として用い、Ｌ1は、同じくｎビットのＲ0に等
しいとセットされる。ステップ１１０で、Ｒ1は第２の
擬似ランダム関数ｆ2のオペランドとして使用される。
擬似ランダム関数ｆ2は、擬似ランダム関数ｆ1とは異な
る。ステップ１１２で、ステップ１１０によって得られ
る結果と、Ｌ1との排他的ＯＲをとる。ステップ１１４
で、ステップ１１２の出力をｎビットストリングＲ2と
して記憶し、ストリングＬ2は、ｎビットストリングＲ1
に等しいとセットされる。ステップ１１６で、ストリン
グＲ2は、擬似ランダム関数ｆ3のオペランドとして使用
される。擬似ランダム関数ｆ3は、擬似ランダム関数ｆ1
およびｆ2とは異なる。ステップ１１８で、擬似ランダ
ム関数ｆ3の出力と、値Ｌ2の排他的ＯＲをとる。ステッ
プ１２０で、ステップ１１８の出力をｎビットストリン
グＲ3として記憶し、ストリングＬ3は、ｎビットストリ
ングＲ2に等しいとセットされる。ステップ１２２で、
擬似ランダム関数ｆ4は、ストリングＲ3をオペランドと
して使用して、ステップ１２４によって使用される出力
を生成する。擬似ランダム関数ｆ4は、擬似ランダム関
数ｆ1〜ｆ3とは異なる。ステップ１２４で、擬似ランダ
ム関数ｆ4の出力と、ストリングＬ3の排他的ＯＲをと
る。ステップ１２６で、ステップ１２４からの出力をｎ
ビットストリングＲ4として記憶し、ストリングＬ4は、
ｎビットストリングＲ3に等しいとセットされる。ステ
ップ１２８で、ストリングＬ4およびＲ4は、図示された
暗号化方法の２ｎビット出力として出力される。
【０００４】図１の方法は、４個の相異なる擬似ランダ
ム関数を使用し、その結果、計算量の大きい方法であ
る。
ム関数を使用し、その結果、計算量の大きい方法であ
る。
【０００５】図２に、データのブロックあるいはストリ
ングを暗号化する第２の従来技術の方法を示す。この方
法は、Naor-Reingold暗号化法として知られている。ス
テップ１４０で、暗号化されるべき２ｎビットのデータ
ブロックを入力する。ステップ１４２で、この２ｎビッ
トのデータは、式（１）のハッシュ関数のようなハッシ
ュ関数のオペランドとして使用され、２ｎビットが出力
される。
ングを暗号化する第２の従来技術の方法を示す。この方
法は、Naor-Reingold暗号化法として知られている。ス
テップ１４０で、暗号化されるべき２ｎビットのデータ
ブロックを入力する。ステップ１４２で、この２ｎビッ
トのデータは、式（１）のハッシュ関数のようなハッシ
ュ関数のオペランドとして使用され、２ｎビットが出力
される。
【０００６】 ｈ（ｍ）＝（ｍａ＋ｂ）ｍｏｄ ｎ （１）
【０００７】ステップ１４４で、ステップ１４２により
生成された２ｎビットを、それぞれｎビットからなるブ
ロックＬ0およびＲ0に分解する。ステップ１４６で、擬
似ランダム関数ｆ1は、データブロックＲ0をオペランド
として用いて、ステップ１４８によって使用される出力
を生成する。擬似ランダム関数ｆ1は、例えば、図１に
関して説明した擬似ランダム関数のうちの１つである。
ステップ１４８で、ステップ１４６からの出力と、デー
タブロックあるいはストリングＬ0の排他的ＯＲをと
る。ステップ１５０で、ステップ１４８の出力を、ｎビ
ットストリングＲ 1として記憶し、ｎビットストリング
Ｌ1は、ｎビットストリングＲ0に等しいとセットされ
る。ステップ１５２で、擬似ランダム関数ｆ2は、デー
タストリングＲ1をオペランドとして用いて、ステップ
１５４のための出力を生成する。擬似ランダム関数ｆ2
は、擬似ランダム関数ｆ1とは異なる。ステップ１５４
で、ｎを法として、ステップ１５２の出力と、データス
トリングＬ1の排他的ＯＲをとる。ステップ１５６で、
ステップ１５４の出力をｎビットストリングＲ2として
記憶し、ストリングＬ2は、ｎビットストリングＲ1に等
しいとセットされる。ステップ１５８で、第２のハッシ
ュ関数は、ｎビットストリングＬ2およびｎビットスト
リングＲ2の両方からの２ｎビットをオペランドとして
用いて、ステップ１６０で出力される２ｎビット出力を
生成する。
生成された２ｎビットを、それぞれｎビットからなるブ
ロックＬ0およびＲ0に分解する。ステップ１４６で、擬
似ランダム関数ｆ1は、データブロックＲ0をオペランド
として用いて、ステップ１４８によって使用される出力
を生成する。擬似ランダム関数ｆ1は、例えば、図１に
関して説明した擬似ランダム関数のうちの１つである。
ステップ１４８で、ステップ１４６からの出力と、デー
タブロックあるいはストリングＬ0の排他的ＯＲをと
る。ステップ１５０で、ステップ１４８の出力を、ｎビ
ットストリングＲ 1として記憶し、ｎビットストリング
Ｌ1は、ｎビットストリングＲ0に等しいとセットされ
る。ステップ１５２で、擬似ランダム関数ｆ2は、デー
タストリングＲ1をオペランドとして用いて、ステップ
１５４のための出力を生成する。擬似ランダム関数ｆ2
は、擬似ランダム関数ｆ1とは異なる。ステップ１５４
で、ｎを法として、ステップ１５２の出力と、データス
トリングＬ1の排他的ＯＲをとる。ステップ１５６で、
ステップ１５４の出力をｎビットストリングＲ2として
記憶し、ストリングＬ2は、ｎビットストリングＲ1に等
しいとセットされる。ステップ１５８で、第２のハッシ
ュ関数は、ｎビットストリングＬ2およびｎビットスト
リングＲ2の両方からの２ｎビットをオペランドとして
用いて、ステップ１６０で出力される２ｎビット出力を
生成する。
【０００８】
【発明が解決しようとする課題】図２に示される従来技
術の暗号化法も計算量が大きい。これは、２個の擬似ラ
ンダム関数および２個の非効率的なハッシュ関数を使用
する。式（１）のハッシュ関数のようなハッシュ関数
は、キー（ａ）とデータストリングの乗算を含む。この
ような乗算は計算量が大きく、ｗ2回の乗算を含む。た
だし、ｗは、データストリング内のワード数である。例
えば、データブロックの長さが１６０ビットであり、こ
の方法を実行するプロセッサが３２ビットワードを使用
する場合、５ワードでストリングを構成し、その結果、
この乗算を実行するには５2すなわち２５回の演算が必
要である。
術の暗号化法も計算量が大きい。これは、２個の擬似ラ
ンダム関数および２個の非効率的なハッシュ関数を使用
する。式（１）のハッシュ関数のようなハッシュ関数
は、キー（ａ）とデータストリングの乗算を含む。この
ような乗算は計算量が大きく、ｗ2回の乗算を含む。た
だし、ｗは、データストリング内のワード数である。例
えば、データブロックの長さが１６０ビットであり、こ
の方法を実行するプロセッサが３２ビットワードを使用
する場合、５ワードでストリングを構成し、その結果、
この乗算を実行するには５2すなわち２５回の演算が必
要である。
【０００９】
【課題を解決するための手段】本発明は、相異なる擬似
ランダム関数を使用するのではなく同じ擬似ランダム関
数を２回使用する暗号化方法を提供することによって、
上記の非効率性を解決する。さらに、本発明は、非常に
効率的なハッシュ関数を使用する。本発明のハッシュ関
数は、乗算を使用するのではなくキーとデータストリン
グの和を２乗する２乗ハッシュ関数である。その結果、
ハッシュ演算は、従来技術で使用される非効率的なハッ
シュ関数によって要求されるｗ2回の演算ではなく、
（ｗ2＋ｗ）／２回の演算しか必要としない。さらに、
本発明は、従来技術の排他的ＯＲ演算を、ｎを法とする
加算で置き換える。
ランダム関数を使用するのではなく同じ擬似ランダム関
数を２回使用する暗号化方法を提供することによって、
上記の非効率性を解決する。さらに、本発明は、非常に
効率的なハッシュ関数を使用する。本発明のハッシュ関
数は、乗算を使用するのではなくキーとデータストリン
グの和を２乗する２乗ハッシュ関数である。その結果、
ハッシュ演算は、従来技術で使用される非効率的なハッ
シュ関数によって要求されるｗ2回の演算ではなく、
（ｗ2＋ｗ）／２回の演算しか必要としない。さらに、
本発明は、従来技術の排他的ＯＲ演算を、ｎを法とする
加算で置き換える。
【００１０】
【発明の実施の形態】図３に、２乗ハッシュ関数と１種
類の擬似ランダム関数を用いる効率的な暗号化法を示
す。ステップ２００で、データのブロックあるいはスト
リングを暗号化のために入力する。ステップ２０２で、
２ｎビットのストリングを、それぞれｎビットからなる
ストリングＬとＲに分解する。ステップ２０４で、式
（２）の２乗ハッシュ関数のような２乗ハッシュ関数を
使用する。
類の擬似ランダム関数を用いる効率的な暗号化法を示
す。ステップ２００で、データのブロックあるいはスト
リングを暗号化のために入力する。ステップ２０２で、
２ｎビットのストリングを、それぞれｎビットからなる
ストリングＬとＲに分解する。ステップ２０４で、式
（２）の２乗ハッシュ関数のような２乗ハッシュ関数を
使用する。
【００１１】 ｈ（ｍ）＝（ｍ＋ａ）2 ｍｏｄ ｎ （２）
【００１２】このハッシュ関数は、キーＫ1と、データ
ブロックＲをオペランドとして用いてｎビットの出力を
生成する。ステップ２０６で、ステップ２０４からのｎ
ビット出力を、ｎを法として、データブロックＬと加算
する。ステップ２０８で、ステップ２０６からの出力を
ｎビットストリングＳとして記憶し、ストリングＲを、
再びｎビットストリングブロックＲとして記憶する。ス
テップ２１０で、ｎビットブロックＳを、Ｋ2をキーと
する擬似ランダム関数ｆのオペランドとして用いて、ス
テップ２１２で使用されるｎビット出力を生成する。擬
似ランダム関数ｆは、図１および図２に関して説明した
擬似ランダム関数のうちの１つとすることが可能である
が、好ましくは、周知の標準であるＳＨＡ擬似ランダム
関数である。ステップ２１２で、ステップ２１０からの
出力を、ｎを法として、データストリングＲと加算し
て、ｎビット出力を生成する。ステップ２１４で、ステ
ップ２１２からのｎビット出力をｎビットストリングＴ
として記憶し、ステップ２０８からのｎビットストリン
グを再びｎビットブロックＳとして記憶する。ステップ
２１６で、ステップ２１０で使用したのと同じ擬似ラン
ダム関数を、同じキーＫ2で再び使用して、データスト
リングＴに作用してｎビットストリングを生成する。ス
テップ２１８で、ステップ２１６からのｎビット出力
を、ｎを法として、ｎビットストリングＳと加算する。
ステップ２２０で、ステップ２１８からのｎビット出力
をｎビットストリングＶとして記憶し、ｎビットストリ
ングＴを再びストリングＴとして記憶する。ステップ２
２２で、ステップ２０４で使用したのと同じ２乗ハッシ
ュ関数を、Ｋ3をキーとして使用して、データストリン
グＶに作用してｎビット出力を生成する。ステップ２２
６で、ステップ２２４の出力をｎビットストリングＷと
して記憶し、ｎビットストリングＶを再びｎビットスト
リングＶとして記憶する。ステップ２２８で、データス
トリングＶおよびＷを使用して、入力ブロックあるいは
ストリングの暗号化表現である２ｎビット出力とする。
ブロックＲをオペランドとして用いてｎビットの出力を
生成する。ステップ２０６で、ステップ２０４からのｎ
ビット出力を、ｎを法として、データブロックＬと加算
する。ステップ２０８で、ステップ２０６からの出力を
ｎビットストリングＳとして記憶し、ストリングＲを、
再びｎビットストリングブロックＲとして記憶する。ス
テップ２１０で、ｎビットブロックＳを、Ｋ2をキーと
する擬似ランダム関数ｆのオペランドとして用いて、ス
テップ２１２で使用されるｎビット出力を生成する。擬
似ランダム関数ｆは、図１および図２に関して説明した
擬似ランダム関数のうちの１つとすることが可能である
が、好ましくは、周知の標準であるＳＨＡ擬似ランダム
関数である。ステップ２１２で、ステップ２１０からの
出力を、ｎを法として、データストリングＲと加算し
て、ｎビット出力を生成する。ステップ２１４で、ステ
ップ２１２からのｎビット出力をｎビットストリングＴ
として記憶し、ステップ２０８からのｎビットストリン
グを再びｎビットブロックＳとして記憶する。ステップ
２１６で、ステップ２１０で使用したのと同じ擬似ラン
ダム関数を、同じキーＫ2で再び使用して、データスト
リングＴに作用してｎビットストリングを生成する。ス
テップ２１８で、ステップ２１６からのｎビット出力
を、ｎを法として、ｎビットストリングＳと加算する。
ステップ２２０で、ステップ２１８からのｎビット出力
をｎビットストリングＶとして記憶し、ｎビットストリ
ングＴを再びストリングＴとして記憶する。ステップ２
２２で、ステップ２０４で使用したのと同じ２乗ハッシ
ュ関数を、Ｋ3をキーとして使用して、データストリン
グＶに作用してｎビット出力を生成する。ステップ２２
６で、ステップ２２４の出力をｎビットストリングＷと
して記憶し、ｎビットストリングＶを再びｎビットスト
リングＶとして記憶する。ステップ２２８で、データス
トリングＶおよびＷを使用して、入力ブロックあるいは
ストリングの暗号化表現である２ｎビット出力とする。
【００１３】図４に、図３に示した暗号化法に対応する
復号法を示す。ステップ２４０で、復号されるべき２ｎ
ビット入力を入力する。ステップ２４２で、２ｎビット
入力を、それぞれｎビットからなるストリングあるいは
ブロックＶとＷに分解する。ステップ２４４で、ｎビッ
トストリングＶを、Ｋ3をキーとする式（２）によって
記述される２乗ハッシュ関数のオペランドとして使用す
る。ステップ２４４は、ステップ２４６によって使用さ
れるｎビット出力を生成する。ステップ２４６で、ステ
ップ２４４の出力を、ｎを法とする演算を用いて、スト
リングＷから減算する。ステップ２４８で、ステップ２
４６の出力をｎビットストリングＴとして記憶し、ｎビ
ットストリングＶを再びストリングＶとして記憶する。
ステップ２５０で、暗号化プロセスで使用したのと同じ
擬似ランダム関数を、Ｋ2をキーとして使用して、スト
リングＴに作用してｎビット出力を生成する。ステップ
２５２で、ステップ２５０からの出力を、ｎを法とする
演算を用いてデータストリングＶから減算してｎビット
出力を生成する。ステップ２５４で、ステップ２５２の
出力をｎビットストリングＳとして記憶し、ｎビットス
トリングＴを再びストリングＴとして記憶する。ステッ
プ２５６で、ステップ２５０と同じキーで同じ擬似ラン
ダム関数がストリングＳに作用してｎビット出力を生成
する。ステップ２５８で、ステップ２５６の出力を、ｎ
を法とする演算を用いてストリングＴから減算してｎビ
ットストリングを生成する。ステップ２６０で、ステッ
プ２５８からのｎビットストリングをｎビットストリン
グＲとして記憶し、ｎビットストリングＳを再びストリ
ングＳとして記憶する。ステップ２６２で、式（２）に
よって記述される２乗ハッシュ関数を、Ｋ1をキーとし
て使用してデータストリングＲに作用してｎビット出力
を生成する。ステップ２６４で、ステップ２６２からの
ｎビット出力を、ｎを法とする演算を用いてデータスト
リングＳから減算する。ステップ２６６で、ステップ２
６４からのｎビット出力をｎビットストリングＬとして
記憶し、ｎビットストリングＲを再びストリングＲとし
て記憶する。ステップ２６８で、ｎビットストリングＬ
およびＲを、入力されたブロックあるいはストリングを
復号したものに対応する２ｎビットブロックとして出力
する。注意すべき点であるが、図３のステップ２０４お
よび２２２、ならびに図４のステップ２４４および２６
２のハッシュ関数を、他のハッシュ関数で置き換えるこ
とも可能である。また、注意すべき点であるが、ステッ
プ２０４および２６２で使用されるハッシュ関数は同じ
でなければならず、ステップ２２２および２４４で使用
されるハッシュ関数は同じでなければならない。また、
図３のステップ２１０および２１６の擬似ランダム関数
に対して、異なるキーまたは擬似ランダム関数を使用す
ることも可能であり、図４のステップ２５０および２５
６の擬似ランダム関数に対して、異なるキーまたは擬似
ランダム関数を使用することも可能である。また、注意
すべき点であるが、ステップ２１６および２５０で使用
されるキーおよび擬似ランダム関数は同じでなければな
らず、ステップ２１０および２５６で使用されるキーお
よび擬似ランダム関数は同じでなければならない。
復号法を示す。ステップ２４０で、復号されるべき２ｎ
ビット入力を入力する。ステップ２４２で、２ｎビット
入力を、それぞれｎビットからなるストリングあるいは
ブロックＶとＷに分解する。ステップ２４４で、ｎビッ
トストリングＶを、Ｋ3をキーとする式（２）によって
記述される２乗ハッシュ関数のオペランドとして使用す
る。ステップ２４４は、ステップ２４６によって使用さ
れるｎビット出力を生成する。ステップ２４６で、ステ
ップ２４４の出力を、ｎを法とする演算を用いて、スト
リングＷから減算する。ステップ２４８で、ステップ２
４６の出力をｎビットストリングＴとして記憶し、ｎビ
ットストリングＶを再びストリングＶとして記憶する。
ステップ２５０で、暗号化プロセスで使用したのと同じ
擬似ランダム関数を、Ｋ2をキーとして使用して、スト
リングＴに作用してｎビット出力を生成する。ステップ
２５２で、ステップ２５０からの出力を、ｎを法とする
演算を用いてデータストリングＶから減算してｎビット
出力を生成する。ステップ２５４で、ステップ２５２の
出力をｎビットストリングＳとして記憶し、ｎビットス
トリングＴを再びストリングＴとして記憶する。ステッ
プ２５６で、ステップ２５０と同じキーで同じ擬似ラン
ダム関数がストリングＳに作用してｎビット出力を生成
する。ステップ２５８で、ステップ２５６の出力を、ｎ
を法とする演算を用いてストリングＴから減算してｎビ
ットストリングを生成する。ステップ２６０で、ステッ
プ２５８からのｎビットストリングをｎビットストリン
グＲとして記憶し、ｎビットストリングＳを再びストリ
ングＳとして記憶する。ステップ２６２で、式（２）に
よって記述される２乗ハッシュ関数を、Ｋ1をキーとし
て使用してデータストリングＲに作用してｎビット出力
を生成する。ステップ２６４で、ステップ２６２からの
ｎビット出力を、ｎを法とする演算を用いてデータスト
リングＳから減算する。ステップ２６６で、ステップ２
６４からのｎビット出力をｎビットストリングＬとして
記憶し、ｎビットストリングＲを再びストリングＲとし
て記憶する。ステップ２６８で、ｎビットストリングＬ
およびＲを、入力されたブロックあるいはストリングを
復号したものに対応する２ｎビットブロックとして出力
する。注意すべき点であるが、図３のステップ２０４お
よび２２２、ならびに図４のステップ２４４および２６
２のハッシュ関数を、他のハッシュ関数で置き換えるこ
とも可能である。また、注意すべき点であるが、ステッ
プ２０４および２６２で使用されるハッシュ関数は同じ
でなければならず、ステップ２２２および２４４で使用
されるハッシュ関数は同じでなければならない。また、
図３のステップ２１０および２１６の擬似ランダム関数
に対して、異なるキーまたは擬似ランダム関数を使用す
ることも可能であり、図４のステップ２５０および２５
６の擬似ランダム関数に対して、異なるキーまたは擬似
ランダム関数を使用することも可能である。また、注意
すべき点であるが、ステップ２１６および２５０で使用
されるキーおよび擬似ランダム関数は同じでなければな
らず、ステップ２１０および２５６で使用されるキーお
よび擬似ランダム関数は同じでなければならない。
【００１４】本発明の一実施例では、ビット数ｎは１６
０に等しい。その結果、２乗ハッシュ関数によって使用
されるキーＫ1およびＫ3の長さはそれぞれ１６０ビット
である。さらに、擬似ランダムＳＨＡ関数は２個のキー
を使用する。第１のキーの長さは１６０ビットであり、
第２のキーの長さは３５２ビットである。ＳＨＡ関数
は、５１２ビットを１６０ビットに短縮する暗号化ハッ
シュ関数である。ＳＨＡ関数のオペランドは、式（３）
に示すように、キーＫ2とデータブロックＢの連接であ
る。ただし、ブロックＢは、図３および図４で説明した
擬似ランダム関数のオペランドとして使用したｎビット
のブロックあるいはストリングである。
０に等しい。その結果、２乗ハッシュ関数によって使用
されるキーＫ1およびＫ3の長さはそれぞれ１６０ビット
である。さらに、擬似ランダムＳＨＡ関数は２個のキー
を使用する。第１のキーの長さは１６０ビットであり、
第２のキーの長さは３５２ビットである。ＳＨＡ関数
は、５１２ビットを１６０ビットに短縮する暗号化ハッ
シュ関数である。ＳＨＡ関数のオペランドは、式（３）
に示すように、キーＫ2とデータブロックＢの連接であ
る。ただし、ブロックＢは、図３および図４で説明した
擬似ランダム関数のオペランドとして使用したｎビット
のブロックあるいはストリングである。
【００１５】 ｆK2＝ＳＨＡ（Ｋ4，（Ｋ2，Ｂ）） （３）
【００１６】キーＫ4の長さは１６０ビットであり、デ
ータを暗号化するユーザとデータを復号するユーザによ
って共有される秘密値である。
ータを暗号化するユーザとデータを復号するユーザによ
って共有される秘密値である。
【００１７】これらのキーは、データを暗号化するユー
ザとデータを復号するユーザの両方に既知の初期擬似乱
数を用いて生成される。図５〜図８に、初期シードＳ0
を用いてキーＫ1〜Ｋ4を生成するために使用されるプロ
セスを示す。図５に、キーを生成するプロセスの概略を
示す。シードＳ0、公開定数ＰＣおよび公開キーＰＫを
擬似ランダム関数ＳＨＡ（安全ハッシュ関数）に与え
る。
ザとデータを復号するユーザの両方に既知の初期擬似乱
数を用いて生成される。図５〜図８に、初期シードＳ0
を用いてキーＫ1〜Ｋ4を生成するために使用されるプロ
セスを示す。図５に、キーを生成するプロセスの概略を
示す。シードＳ0、公開定数ＰＣおよび公開キーＰＫを
擬似ランダム関数ＳＨＡ（安全ハッシュ関数）に与え
る。
【００１８】 Ｓi＝ＳＨＡ（ＰＫ，（ＰＣ′，Ｓi-1）） （ｉ＝１，...，１１） （ ４）
【００１９】ステップ３０２で、式（４）によって例示
されるＳＨＡ関数を繰り返し実行して値Ｓ1〜Ｓ11を生
成する。値Ｓ1〜Ｓ11のそれぞれの長さは１６０ビット
である。ステップ３０４で、値Ｓ1〜Ｓ11を多項式計算
３０６に与える。
されるＳＨＡ関数を繰り返し実行して値Ｓ1〜Ｓ11を生
成する。値Ｓ1〜Ｓ11のそれぞれの長さは１６０ビット
である。ステップ３０４で、値Ｓ1〜Ｓ11を多項式計算
３０６に与える。
【００２０】 Ｘi＝（ＡＳi＋Ｂ）ｍｏｄ Ｑ （ｉ＝１，...，１１） （５） ただし、Ｑは、次数１６０の既約多項式である。
【００２１】ステップ３０６で、式（５）を実行して、
値Ｘ1〜Ｘ11を生成する。ただし、それぞれの値は１６
０ビットを含む。式（５）は、多項式乗算の後に多項式
加算を行うことを示している。ただし、オペランドＳi
は、式（４）の出力Ｓiに対応する。多項式ＡおよびＢ
は、１６０ビットの１変数の任意の２個のランダム２元
多項式である。式（５）を、Ｓiのそれぞれの値に対し
て実行して、値Ｘ1〜Ｘ11を生成する。それぞれの値Ｘi
の長さは最初３２０ビットであり、２元既約多項式を用
いて１６０ビットに短縮される。多項式算術および既約
多項式は当業者に周知であり、Maurice Mignotte, "Mat
hematics for Computer Algebra", 1991,Springer-Verl
ag, New York、のような文献に記載されている。ステッ
プ３１０で、ストリングＸ1〜Ｘ10の７６個の下位ビッ
ト（ＬＳＢ）およびＸ11の７２個のＬＳＢを用いて８３
２ビットの集まりを作成する。ステップ３１０で生成さ
れるこの８３２ビットは、キーＫ1〜Ｋ4に対応する。
値Ｘ1〜Ｘ11を生成する。ただし、それぞれの値は１６
０ビットを含む。式（５）は、多項式乗算の後に多項式
加算を行うことを示している。ただし、オペランドＳi
は、式（４）の出力Ｓiに対応する。多項式ＡおよびＢ
は、１６０ビットの１変数の任意の２個のランダム２元
多項式である。式（５）を、Ｓiのそれぞれの値に対し
て実行して、値Ｘ1〜Ｘ11を生成する。それぞれの値Ｘi
の長さは最初３２０ビットであり、２元既約多項式を用
いて１６０ビットに短縮される。多項式算術および既約
多項式は当業者に周知であり、Maurice Mignotte, "Mat
hematics for Computer Algebra", 1991,Springer-Verl
ag, New York、のような文献に記載されている。ステッ
プ３１０で、ストリングＸ1〜Ｘ10の７６個の下位ビッ
ト（ＬＳＢ）およびＸ11の７２個のＬＳＢを用いて８３
２ビットの集まりを作成する。ステップ３１０で生成さ
れるこの８３２ビットは、キーＫ1〜Ｋ4に対応する。
【００２２】図６および図７に、ＳＨＡ関数のオペラン
ドが生成される方法を示す。想起すべき点であるが、Ｓ
ＨＡ関数は、１６０ビットのキーと５１２ビットのオペ
ランドを用いて、１６０ビットの出力を生成する。図６
に、ＳＨＡ関数に対するキーとして１６０ビットの公開
キーＰＫを使用し、ＳＨＡ関数のオペランドとしてシー
ドＳ0と、公開定数ＰＣの一部とを使用することによっ
て、ストリングＳiが生成されることを示す。一般に、
シードＳ0は、４０〜５１２ビットのどのビット数を含
むことも可能であり、ＳＨＡ関数のオペランドは５１２
ビットを必要とする。その結果、Ｓ0が５１２ビットよ
り少ないときに、公開定数ＰＣのＬＳＢを使用して必要
なビットを提供して、ＳＨＡ関数に対する５１２ビット
のオペランドを生成する。例えば、シードＳ0のビット
数がｘビットである場合、公開定数ＰＣの５１２−ｘ個
の下位ビットをＳ0のビットと連接する。Ｓ0のビット
は、ＳＨＡ関数に対する５１２ビットのオペランドの下
位ビットとして使用される。図６に示す動作は、１６０
ビットのストリングＳ1を生成する。図７は、残りのＳi
（ここでｉ＝２、...、１１）を生成するプロセスを例
示する。この場合も、ＳＨＡ関数は、１６０ビットのキ
ーと、短縮されることになる５１２ビットのストリング
とを必要とする。公開キーＰＫは、図７のＳＨＡ関数に
対する１６０ビットキーとして使用され、短縮される５
１２ビットのストリングは、前の１６０ビットストリン
グＳi-1と、公開定数ＰＣの３５２個のＬＳＢとの連接
である。注意すべき点であるが、Ｓi-1は１６０ビット
を提供するため、ＳＨＡ関数に対する全部で５１２ビッ
トを生成するには、公開定数ＰＣから下位３５２ビット
が必要である。Ｓi-1に対応する１６０ビットは、ハッ
シュされるべきストリングのＬＳＢとして使用され、公
開定数ＰＣからの３５２個のＬＳＢは、ハッシュされる
べきストリングの上位ビットとして使用される。
ドが生成される方法を示す。想起すべき点であるが、Ｓ
ＨＡ関数は、１６０ビットのキーと５１２ビットのオペ
ランドを用いて、１６０ビットの出力を生成する。図６
に、ＳＨＡ関数に対するキーとして１６０ビットの公開
キーＰＫを使用し、ＳＨＡ関数のオペランドとしてシー
ドＳ0と、公開定数ＰＣの一部とを使用することによっ
て、ストリングＳiが生成されることを示す。一般に、
シードＳ0は、４０〜５１２ビットのどのビット数を含
むことも可能であり、ＳＨＡ関数のオペランドは５１２
ビットを必要とする。その結果、Ｓ0が５１２ビットよ
り少ないときに、公開定数ＰＣのＬＳＢを使用して必要
なビットを提供して、ＳＨＡ関数に対する５１２ビット
のオペランドを生成する。例えば、シードＳ0のビット
数がｘビットである場合、公開定数ＰＣの５１２−ｘ個
の下位ビットをＳ0のビットと連接する。Ｓ0のビット
は、ＳＨＡ関数に対する５１２ビットのオペランドの下
位ビットとして使用される。図６に示す動作は、１６０
ビットのストリングＳ1を生成する。図７は、残りのＳi
（ここでｉ＝２、...、１１）を生成するプロセスを例
示する。この場合も、ＳＨＡ関数は、１６０ビットのキ
ーと、短縮されることになる５１２ビットのストリング
とを必要とする。公開キーＰＫは、図７のＳＨＡ関数に
対する１６０ビットキーとして使用され、短縮される５
１２ビットのストリングは、前の１６０ビットストリン
グＳi-1と、公開定数ＰＣの３５２個のＬＳＢとの連接
である。注意すべき点であるが、Ｓi-1は１６０ビット
を提供するため、ＳＨＡ関数に対する全部で５１２ビッ
トを生成するには、公開定数ＰＣから下位３５２ビット
が必要である。Ｓi-1に対応する１６０ビットは、ハッ
シュされるべきストリングのＬＳＢとして使用され、公
開定数ＰＣからの３５２個のＬＳＢは、ハッシュされる
べきストリングの上位ビットとして使用される。
【００２３】図５を想起すると、ストリングＳ1〜Ｓ11
を生成した後、これらをそれぞれ、式（５）によって定
義される多項式演算へのオペランドとして使用して、ス
トリングＸ1〜Ｘ11を生成する。ただし、各ストリング
の長さは１６０ビットである。図８に、ストリングＸ1
〜Ｘ11の集まりをどのようにして使用して、キーＫ1〜
Ｋ4に対応する８３２ビットのストリングを生成するか
を示す。ストリングＸ1〜Ｘ10の下位７６ビットと、ス
トリングＸ11の下位７２ビットを連接して、キーＫ 1〜
Ｋ4を生成するために使用される８３２ビットを生成す
る。この８３２ビットの下位ビットは、ストリングＸ1
の下位７６ビットであり、その後は、ストリングＸ2の
下位７６ビットであり、以下同様に続き、最後は、スト
リングＸ11の下位７２ビットである。得られた８３２ビ
ットストリングをキーＫ1〜Ｋ4に分解する。ただし、下
位１６０ビットはキーＫ1に対応し、次の３５２ビット
はキーＫ2に対応し、次の１６０ビットはキーＫ3に対応
し、最後の１６０ビットはキーＫ4に対応する。
を生成した後、これらをそれぞれ、式（５）によって定
義される多項式演算へのオペランドとして使用して、ス
トリングＸ1〜Ｘ11を生成する。ただし、各ストリング
の長さは１６０ビットである。図８に、ストリングＸ1
〜Ｘ11の集まりをどのようにして使用して、キーＫ1〜
Ｋ4に対応する８３２ビットのストリングを生成するか
を示す。ストリングＸ1〜Ｘ10の下位７６ビットと、ス
トリングＸ11の下位７２ビットを連接して、キーＫ 1〜
Ｋ4を生成するために使用される８３２ビットを生成す
る。この８３２ビットの下位ビットは、ストリングＸ1
の下位７６ビットであり、その後は、ストリングＸ2の
下位７６ビットであり、以下同様に続き、最後は、スト
リングＸ11の下位７２ビットである。得られた８３２ビ
ットストリングをキーＫ1〜Ｋ4に分解する。ただし、下
位１６０ビットはキーＫ1に対応し、次の３５２ビット
はキーＫ2に対応し、次の１６０ビットはキーＫ3に対応
し、最後の１６０ビットはキーＫ4に対応する。
【００２４】
【発明の効果】以上述べたごとく、本発明によれば、ハ
ッシュ関数を用いた暗号化において、相異なる擬似ラン
ダム関数を使用するのではなく同じ擬似ランダム関数を
２回使用する暗号化方法を提供することによって、従来
技術の非効率性を解決することができる。
ッシュ関数を用いた暗号化において、相異なる擬似ラン
ダム関数を使用するのではなく同じ擬似ランダム関数を
２回使用する暗号化方法を提供することによって、従来
技術の非効率性を解決することができる。
【図１】従来のLuby-Rackoff暗号化法の図である。
【図２】従来のNaor-Reingold暗号化法の図である。
【図３】２乗ハッシュ関数を使用する効率的な暗号化法
の図である。
の図である。
【図４】２乗ハッシュ関数を使用する効率的な復号法の
図である。
図である。
【図５】キーＫ1〜Ｋ4を生成するために用いられる方法
の概略図である。
の概略図である。
【図６】Ｓ1を生成するためにＳＨＡ関数に対するオペ
ランドをどのように選択するかを説明する図である。
ランドをどのように選択するかを説明する図である。
【図７】Ｓ2〜Ｓ11を生成するためにＳＨＡ関数に対す
るオペランドをどのように選択するかを説明する図であ
る。
るオペランドをどのように選択するかを説明する図であ
る。
【図８】ストリングＸ1〜Ｘ11の下位ビットを用いてキ
ーＫ1〜Ｋ4として使用される８３２ビットをどのように
して生成するかを説明する図である。
ーＫ1〜Ｋ4として使用される８３２ビットをどのように
して生成するかを説明する図である。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (71)出願人 596077259 600 Ｍｏｕｎｔａｉｎ Ａｖｅｎｕｅ, Ｍｕｒｒａｙ Ｈｉｌｌ， Ｎｅｗ Ｊｅ ｒｓｅｙ 07974−0636Ｕ．Ｓ．Ａ. (72)発明者 ズルフィカー アミン ランザン アメリカ合衆国、02115 マサチューセッ ツ、ボストン、ニューベリー ストリート 282、ナンバー．20 (72)発明者 ガナパシー スブラマニアン スンダラン アメリカ合衆国、07076 ニュージャージ ー、スコッチ プレインズ、チュッセル レイン 137
Claims (8)
- 【請求項１】 第１のキーを用いて第１のｎビットスト
リングの２乗ハッシュを実行して第１のハッシュ結果を
生成するステップと、 前記第１のハッシュ結果と第２のｎビットストリングを
ｎを法として加算して第１の和を生成するステップと、 前記第１の和を第２のキーによる擬似ランダム関数のオ
ペランドとして使用して第１の擬似ランダム結果を生成
するステップと、 前記第１の擬似ランダム結果と前記第１のｎビットスト
リングをｎを法として加算して第２の和を生成するステ
ップと、 前記第２の和を第３のキーによる前記擬似ランダム関数
のオペランドとして使用して第２の擬似ランダム結果を
生成するステップと、 前記第２の擬似ランダム結果と前記第１の和をｎを法と
して加算して第３の和を生成するステップと、 第４のキーを用いて前記第３の和の２乗ハッシュを実行
して第２のハッシュ結果を生成するステップと、 前記第２の和と前記第２のハッシュ結果をｎを法として
加算して第４の和を生成するステップと、 前記第４の和と前記第３の和を用いて、前記第１のｎビ
ットストリングおよび前記第２のｎビットストリングの
暗号化表現とするステップとを有することを特徴とす
る、第１のｎビットストリングおよび第２のｎビットス
トリングを暗号化する方法。 - 【請求項２】 前記第２のキーと前記第３のキーは等し
いことを特徴とする請求項１に記載の方法。 - 【請求項３】 前記擬似ランダム関数はＳＨＡ擬似ラン
ダム関数であることを特徴とする請求項１に記載の方
法。 - 【請求項４】 前記第２のキーと前記第３のキーは等し
いことを特徴とする請求項３に記載の方法。 - 【請求項５】 第１のハッシュ関数を用いて、第１のキ
ーによる第１のｎビットストリングのハッシュを実行し
て第１のハッシュ結果を生成するステップと、 前記第１のハッシュ結果と第２のｎビットストリングを
ｎを法として加算して第１の和を生成するステップと、 前記第１の和を第２のキーによる擬似ランダム関数のオ
ペランドとして使用して第１の擬似ランダム結果を生成
するステップと、 前記第１の擬似ランダム結果と前記第１のｎビットスト
リングをｎを法として加算して第２の和を生成するステ
ップと、 前記第２の和を第３のキーによる前記擬似ランダム関数
のオペランドとして使用して第２の擬似ランダム結果を
生成するステップと、 前記第２の擬似ランダム結果と前記第１の和をｎを法と
して加算して第３の和を生成するステップと、 第２のハッシュ関数を用いて、第４のキーによる第３の
和のハッシュを実行して第２のハッシュ結果を生成する
ステップと、 前記第２の和と前記第２のハッシュ結果をｎを法として
加算して第４の和を生成するステップと、 前記第４の和および前記第３の和を用いて、前記第１の
ｎビットストリングおよび前記第２のｎビットストリン
グの暗号化表現とするステップとを有することを特徴と
する、第１のｎビットストリングおよび第２のｎビット
ストリングを暗号化する方法。 - 【請求項６】 前記第１のハッシュ関数と前記第２のハ
ッシュ関数は同じであることを特徴とする請求項５に記
載の方法。 - 【請求項７】 前記擬似ランダム関数はＳＨＡ擬似ラン
ダム関数であることを特徴とする請求項５に記載の方
法。 - 【請求項８】 第１のキーを用いて第１のｎビットスト
リングの２乗ハッシュを実行して第１のハッシュ結果を
生成するステップと、 前記第１のハッシュ結果と第２のｎビットストリングを
ｎを法として加算して第１の和を生成するステップと、 前記第１の和を第２のキーによる第１の擬似ランダム関
数のオペランドとして使用して第１の擬似ランダム結果
を生成するステップと、 前記第１の擬似ランダム結果と前記第１のｎビットスト
リングをｎを法として加算して第２の和を生成するステ
ップと、 前記第２の和を第３のキーによる第２の擬似ランダム関
数のオペランドとして使用して第２の擬似ランダム結果
を生成するステップと、 前記第２の擬似ランダム結果と前記第１の和をｎを法と
して加算して第３の和を生成するステップと、 第４のキーを用いて前記第３の和の２乗ハッシュを実行
して第２のハッシュ結果を生成するステップと、 前記第２の和と前記第２のハッシュ結果をｎを法として
加算して第４の和を生成するステップと、 前記第４の和と前記第３の和を用いて、前記第１のｎビ
ットストリングおよび前記第２のｎビットストリングの
暗号化表現とするステップとを有することを特徴とす
る、第１のｎビットストリングおよび第２のｎビットス
トリングを暗号化する方法。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| US17517998A | 1998-10-20 | 1998-10-20 | |
| US09/175179 | 1998-10-20 |
Related Child Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2004218586A Division JP2004361969A (ja) | 1998-10-20 | 2004-07-27 | 暗号化方法 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2000122534A true JP2000122534A (ja) | 2000-04-28 |
Family
ID=22639275
Family Applications (2)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP11295776A Pending JP2000122534A (ja) | 1998-10-20 | 1999-10-18 | 暗号化方法 |
| JP2004218586A Withdrawn JP2004361969A (ja) | 1998-10-20 | 2004-07-27 | 暗号化方法 |
Family Applications After (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2004218586A Withdrawn JP2004361969A (ja) | 1998-10-20 | 2004-07-27 | 暗号化方法 |
Country Status (7)
| Country | Link |
|---|---|
| EP (1) | EP0996250A3 (ja) |
| JP (2) | JP2000122534A (ja) |
| KR (1) | KR100583495B1 (ja) |
| CN (1) | CN1251444A (ja) |
| AU (1) | AU5361099A (ja) |
| BR (1) | BR9904711A (ja) |
| CA (1) | CA2282051A1 (ja) |
Cited By (4)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| WO2008053650A1 (en) * | 2006-10-30 | 2008-05-08 | Nec Corporation | Common key block encrypting device, its method, its program, and recording medium |
| JP2009069844A (ja) * | 2004-08-12 | 2009-04-02 | Cmla Llc | セキュリティ強化のための転置データ変換 |
| JP2010511186A (ja) * | 2006-11-28 | 2010-04-08 | コーニンクレッカ フィリップス エレクトロニクス エヌ ヴィ | シードが与えられる任意数を生成する方法 |
| US8737608B2 (en) | 2004-08-12 | 2014-05-27 | Cmla, Llc | Exponential data transform to enhance security |
Families Citing this family (9)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| KR20030059500A (ko) * | 2001-12-29 | 2003-07-10 | 한국전자통신연구원 | 에스.피.엔(ｓｐｎ) 구조를 가지는 블록 암호를 이용한유사난수 발생기 및 방법 |
| KR100924773B1 (ko) * | 2002-09-16 | 2009-11-03 | 삼성전자주식회사 | 메타데이터 암호화 및 복호화 방법과 암호화된 메타데이터관리 방법 및 그 시스템 |
| FR2847402B1 (fr) * | 2002-11-15 | 2005-02-18 | Gemplus Card Int | Procede de division entiere securise contre les attaques a canaux caches |
| KR20060003328A (ko) * | 2003-03-27 | 2006-01-10 | 엔디에스 리미티드 | 향상된 ｃｆｍ 모드 시스템 |
| WO2006117775A2 (en) | 2005-05-02 | 2006-11-09 | Nds Limited | Native scrambling system |
| CN101401141B (zh) * | 2006-03-14 | 2011-12-07 | 日本电气株式会社 | 信息处理系统以及信息处理方法 |
| CN101753304B (zh) * | 2008-12-17 | 2012-07-04 | 中国科学院自动化研究所 | 一种生物特征和密钥绑定的方法 |
| KR101437033B1 (ko) * | 2012-06-21 | 2014-11-03 | 기초과학연구원 | 저성능 디바이스의 인증 방법 |
| US10887080B2 (en) | 2017-03-16 | 2021-01-05 | King Fahd University Of Petroleum And Minerals | Double-hashing operation mode for encryption |
Family Cites Families (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US4625076A (en) * | 1984-03-19 | 1986-11-25 | Nippon Telegraph & Telephone Public Corporation | Signed document transmission system |
-
1999
- 1999-08-30 CA CA002282051A patent/CA2282051A1/en not_active Abandoned
- 1999-10-12 EP EP99308041A patent/EP0996250A3/en not_active Withdrawn
- 1999-10-12 AU AU53610/99A patent/AU5361099A/en not_active Abandoned
- 1999-10-13 BR BR9904711A patent/BR9904711A/pt not_active Application Discontinuation
- 1999-10-18 JP JP11295776A patent/JP2000122534A/ja active Pending
- 1999-10-19 CN CN 99123126 patent/CN1251444A/zh active Pending
- 1999-10-20 KR KR19990045550A patent/KR100583495B1/ko not_active IP Right Cessation
-
2004
- 2004-07-27 JP JP2004218586A patent/JP2004361969A/ja not_active Withdrawn
Cited By (7)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2009069844A (ja) * | 2004-08-12 | 2009-04-02 | Cmla Llc | セキュリティ強化のための転置データ変換 |
| JP2012023764A (ja) * | 2004-08-12 | 2012-02-02 | Cmla Llc | セキュリティ強化のための転置データ変換 |
| JP2012023763A (ja) * | 2004-08-12 | 2012-02-02 | Cmla Llc | セキュリティ強化のための転置データ変換 |
| US8737608B2 (en) | 2004-08-12 | 2014-05-27 | Cmla, Llc | Exponential data transform to enhance security |
| WO2008053650A1 (en) * | 2006-10-30 | 2008-05-08 | Nec Corporation | Common key block encrypting device, its method, its program, and recording medium |
| JP5141558B2 (ja) * | 2006-10-30 | 2013-02-13 | 日本電気株式会社 | 共通鍵ブロック暗号化装置、その方法、そのプログラム、及び記録媒体 |
| JP2010511186A (ja) * | 2006-11-28 | 2010-04-08 | コーニンクレッカ フィリップス エレクトロニクス エヌ ヴィ | シードが与えられる任意数を生成する方法 |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| CA2282051A1 (en) | 2000-04-20 |
| JP2004361969A (ja) | 2004-12-24 |
| KR100583495B1 (ko) | 2006-05-24 |
| EP0996250A3 (en) | 2002-05-22 |
| CN1251444A (zh) | 2000-04-26 |
| KR20000035057A (ko) | 2000-06-26 |
| BR9904711A (pt) | 2000-10-03 |
| EP0996250A2 (en) | 2000-04-26 |
| AU5361099A (en) | 2000-05-04 |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| US6298136B1 (en) | Cryptographic method and apparatus for non-linearly merging a data block and a key | |
| CA2723319C (en) | A closed galois field cryptographic system | |
| US6829355B2 (en) | Device for and method of one-way cryptographic hashing | |
| US7451310B2 (en) | Parallelizable authentication tree for random access storage | |
| US20040096056A1 (en) | Method of encryption using multi-key process to create a variable-length key | |
| JP2005215688A (ja) | Ｓ−ｂｏｘ演算を用いるハードウェア暗号化／復号化装置及び、その方法 | |
| JP2000122534A (ja) | 暗号化方法 | |
| RU2124814C1 (ru) | Способ шифрования блоков цифровых данных | |
| JP2950485B2 (ja) | ストリーム暗号処理装置 | |
| US20030165242A1 (en) | Confusion encryption | |
| JPH0697930A (ja) | ブロック暗号処理装置 | |
| KR101076747B1 (ko) | 스트림 모듈의 계층적 트리 구조를 통한 무작위 접근이 가능한 암호화/복호화 방법 및 장치 | |
| JP2010186075A (ja) | 整数の暗号化及び復号化方法 | |
| Gualtieri | One-Time Pads from the Digits of Pi | |
| KR100350207B1 (ko) | 디지털 데이터의 엘-비트 입력 블록들을 엘-비트 출력비트들로 암호 변환하는 방법 | |
| JP4644053B2 (ja) | 暗号化装置及び方法、復号化装置及び方法 | |
| KR20000066440A (ko) | 엘.에프.에스.알을 이용한 확장 알.씨.4 암호화 방법 | |
| KR20080042663A (ko) | 비선형 필터링된 ｔ함수에 기반한 스트림 암호화 장치 및방법 | |
| Sibert et al. | The Multics encipher_Algorithm | |
| JP5818768B2 (ja) | マスク生成装置、情報処理装置、及びその方法、プログラム | |
| JP2001358709A (ja) | 暗号化装置、復号化装置、その方法及び記録媒体 | |
| JP2004266495A (ja) | 暗号生成装置、暗号復号装置、暗号生成プログラム、暗号復号プログラム | |
| KR20030059500A (ko) | 에스.피.엔(ｓｐｎ) 구조를 가지는 블록 암호를 이용한유사난수 발생기 및 방법 | |
| JP2008096871A (ja) | 暗号処理装置、暗号処理方法および暗号処理プログラム | |
| JP2010186076A (ja) | 整数の暗号化及び復号化方法 |
Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A601 | Written request for extension of time |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A601 Effective date: 20040204 |
|
| A602 | Written permission of extension of time |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A602 Effective date: 20040209 |
|
| A521 | Written amendment |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A523 Effective date: 20040311 |
|
| A02 | Decision of refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A02 Effective date: 20040428 |
|
| A521 | Written amendment |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A523 Effective date: 20040727 |
|
| A911 | Transfer to examiner for re-examination before appeal (zenchi) |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A911 Effective date: 20041111 |
|
| A912 | Re-examination (zenchi) completed and case transferred to appeal board |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A912 Effective date: 20041217 |
|
| A601 | Written request for extension of time |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A601 Effective date: 20070309 |
|
| A602 | Written permission of extension of time |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A602 Effective date: 20070315 |
|
| A521 | Written amendment |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A523 Effective date: 20070611 |