JP2000242168A - 暗号鍵生成方法及び装置 - Google Patents
暗号鍵生成方法及び装置Info
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- JP2000242168A JP2000242168A JP11041257A JP4125799A JP2000242168A JP 2000242168 A JP2000242168 A JP 2000242168A JP 11041257 A JP11041257 A JP 11041257A JP 4125799 A JP4125799 A JP 4125799A JP 2000242168 A JP2000242168 A JP 2000242168A
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 同期型ストリーム暗号方式の暗号鍵を生成す
る場合に、その値がゼロ以外となることを保証すること
ができる暗号鍵生成方法及び装置を提供する。 【解決手段】 本発明は、共通鍵暗号方式において使用
する暗号鍵を生成する装置であって、情報の暗号化側と
復号化側で予め共有した秘密の値Ｋと、情報の暗号化側
と復号化側で共有される任意の乱数Ｍとを演算すること
によって第１の値Ｓ’を生成する１次暗号生成手段１２
と、第１の値Ｓ’に対し所定の演算を施して何れかのビ
ットが１であることを保証された暗号鍵として用いられ
る第２の値Ｓを生成する２次暗号生成手段１３を備え
る。
る場合に、その値がゼロ以外となることを保証すること
ができる暗号鍵生成方法及び装置を提供する。 【解決手段】 本発明は、共通鍵暗号方式において使用
する暗号鍵を生成する装置であって、情報の暗号化側と
復号化側で予め共有した秘密の値Ｋと、情報の暗号化側
と復号化側で共有される任意の乱数Ｍとを演算すること
によって第１の値Ｓ’を生成する１次暗号生成手段１２
と、第１の値Ｓ’に対し所定の演算を施して何れかのビ
ットが１であることを保証された暗号鍵として用いられ
る第２の値Ｓを生成する２次暗号生成手段１３を備え
る。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は共通鍵暗号方式にお
いて使用する暗号鍵を生成する方法及び装置に関し、特
に同期型ストリーム暗号と呼ばれる暗号方式において利
用される暗号鍵の生成方法及び装置に関する。
いて使用する暗号鍵を生成する方法及び装置に関し、特
に同期型ストリーム暗号と呼ばれる暗号方式において利
用される暗号鍵の生成方法及び装置に関する。
【０００２】
【従来の技術】共通鍵暗号方式を用いた暗号通信におい
ては、送信側（暗号化側）と受信側（復号側）で共通の
暗号鍵を保有する必要がある。共通の暗号鍵を両者で保
有する一つの方法として、以下のようなものがある。す
なわち、 （１）あらかじめ送信側と受信側とで秘密の値を共有し
ておく。これは、両者が使用するシステムにあらかじめ
秘密の値を組み込む等して行う。 （２）送信側又は受信側の一方が、乱数を生成し、これ
を相手側に平文のまま送る。 （３）暗号の送信側及び受信側において、秘密の値と乱
数の演算（例えぱ加算）を行い両者間の暗号に用いる暗
号鍵を得る。
ては、送信側（暗号化側）と受信側（復号側）で共通の
暗号鍵を保有する必要がある。共通の暗号鍵を両者で保
有する一つの方法として、以下のようなものがある。す
なわち、 （１）あらかじめ送信側と受信側とで秘密の値を共有し
ておく。これは、両者が使用するシステムにあらかじめ
秘密の値を組み込む等して行う。 （２）送信側又は受信側の一方が、乱数を生成し、これ
を相手側に平文のまま送る。 （３）暗号の送信側及び受信側において、秘密の値と乱
数の演算（例えぱ加算）を行い両者間の暗号に用いる暗
号鍵を得る。
【０００３】一方、共通鍵暗号方式の一形態に、線形フ
ィードバックレジスタ（ＬＦＳＲ：Linear Feedback Sh
ift Register）を用いた同期型ストリーム暗号方式と呼
ばれるものがある。この暗号方式においては、線形フィ
ードバックレジスタが生成する出力系列は最大周期系列
（Ｍ系列）になるように設定される。Ｍ系列では線形フ
ィードバックレジスタの状態がゼロであってはならず、
暗号鍵である線形フィードバックレジスタの初期値もゼ
ロであってはならない。
ィードバックレジスタ（ＬＦＳＲ：Linear Feedback Sh
ift Register）を用いた同期型ストリーム暗号方式と呼
ばれるものがある。この暗号方式においては、線形フィ
ードバックレジスタが生成する出力系列は最大周期系列
（Ｍ系列）になるように設定される。Ｍ系列では線形フ
ィードバックレジスタの状態がゼロであってはならず、
暗号鍵である線形フィードバックレジスタの初期値もゼ
ロであってはならない。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】しかしながら、同期型
ストリーム暗号方式において、上記共通の暗号鍵を保有
する方法を用いる場合、上記（３）において生成される
暗号鍵、すなわち秘密の値と乱数の演算結果がゼロにな
る場合がある。従って、線形フィードバックレジスタの
値がゼロ以外になることを保証できないという問題があ
った。
ストリーム暗号方式において、上記共通の暗号鍵を保有
する方法を用いる場合、上記（３）において生成される
暗号鍵、すなわち秘密の値と乱数の演算結果がゼロにな
る場合がある。従って、線形フィードバックレジスタの
値がゼロ以外になることを保証できないという問題があ
った。
【０００５】
【課題を解決するための手段】上記目的を達成するため
本発明は、共通鍵暗号方式において使用する暗号鍵を生
成する方法であって、情報の暗号化側と復号化側で予め
共有した秘密の値と、情報の暗号化側と復号化側で共有
される任意の乱数とを演算することによって第１の値を
生成する１次暗号生成手順と、上記第１の値に対し所定
の演算を施して何れかのビットが１であることを保証さ
れた暗号鍵として用いられる第２の値を生成する２次暗
号生成手順とを備えて構成される。
本発明は、共通鍵暗号方式において使用する暗号鍵を生
成する方法であって、情報の暗号化側と復号化側で予め
共有した秘密の値と、情報の暗号化側と復号化側で共有
される任意の乱数とを演算することによって第１の値を
生成する１次暗号生成手順と、上記第１の値に対し所定
の演算を施して何れかのビットが１であることを保証さ
れた暗号鍵として用いられる第２の値を生成する２次暗
号生成手順とを備えて構成される。
【０００６】この場合において、上記１次暗号生成手順
が、上記秘密の値及び乱数をＮ−１ビットとした場合
に、Ｎ−１ビットの上記第１の値を生成し、上記２次暗
号生成手順が、上記第１の値に、最上位ビットを１とし
他のビットを０としたＮビットのデータを加算すること
によって第２の値を生成するものであることが好まし
い。
が、上記秘密の値及び乱数をＮ−１ビットとした場合
に、Ｎ−１ビットの上記第１の値を生成し、上記２次暗
号生成手順が、上記第１の値に、最上位ビットを１とし
他のビットを０としたＮビットのデータを加算すること
によって第２の値を生成するものであることが好まし
い。
【０００７】また、本発明は、共通鍵暗号方式において
使用する暗号鍵を生成する装置であって、情報の暗号化
側と復号化側で予め共有した秘密の値と、情報の暗号化
側と復号化側で共有される任意の乱数とを演算すること
によって第１の値を生成する１次暗号生成手段と、上記
第１の値に対し所定の演算を施して何れかのビットが１
であることを保証された暗号鍵として用いられる第２の
値を生成する２次暗号生成手段とを備えて構成される。
使用する暗号鍵を生成する装置であって、情報の暗号化
側と復号化側で予め共有した秘密の値と、情報の暗号化
側と復号化側で共有される任意の乱数とを演算すること
によって第１の値を生成する１次暗号生成手段と、上記
第１の値に対し所定の演算を施して何れかのビットが１
であることを保証された暗号鍵として用いられる第２の
値を生成する２次暗号生成手段とを備えて構成される。
【０００８】この場合において、上記１次暗号生成手段
が、上記秘密の値及び乱数をＮ−１ビットとした場合
に、Ｎ−１ビットの上記第１の値を生成し、上記２次暗
号生成手段が、上記第１の値に、最上位ビットを１とし
他のビットを０としたＮビットのデータを加算すること
によって第２の値を生成するものであることが好まし
い。
が、上記秘密の値及び乱数をＮ−１ビットとした場合
に、Ｎ−１ビットの上記第１の値を生成し、上記２次暗
号生成手段が、上記第１の値に、最上位ビットを１とし
他のビットを０としたＮビットのデータを加算すること
によって第２の値を生成するものであることが好まし
い。
【０００９】
【発明の実施の形態】以下、図示した一実施形態に基い
て本発明を詳細に説明する。図１は本発明の一実施形態
に係る暗号の送信側における暗号鍵生成装置のブロック
図を示している。図に示すように、送信側の暗号鍵生成
装置１０は、乱数Ｍを生成するための乱数発生部１１、
乱数Ｍと秘密の値Ｋを演算して１次暗号Ｓ’を得るため
の１次暗号生成部１２、及び１次暗号Ｓ’とダミーデー
タＤを演算して最終的な暗号鍵Ｓを得るための２次暗号
生成部１３を備えて構成される。
て本発明を詳細に説明する。図１は本発明の一実施形態
に係る暗号の送信側における暗号鍵生成装置のブロック
図を示している。図に示すように、送信側の暗号鍵生成
装置１０は、乱数Ｍを生成するための乱数発生部１１、
乱数Ｍと秘密の値Ｋを演算して１次暗号Ｓ’を得るため
の１次暗号生成部１２、及び１次暗号Ｓ’とダミーデー
タＤを演算して最終的な暗号鍵Ｓを得るための２次暗号
生成部１３を備えて構成される。
【００１０】乱数発生部１１は、必要な暗号鍵Ｓのビッ
ト長をＮビットとした場合に、Ｎ−１ビットのビット長
の乱数Ｍを生成する。１次暗号生成部１２は、Ｎ−１ビ
ットの秘密の値Ｋに、上記生成したＮ−１ビットの乱数
Ｍを加算し１次暗号Ｓ’を生成する。この場合、最上位
ビット（ＭＳＢ）における桁上がり（キャリー）は行わ
ず、得られる１次暗号Ｓ’をＮ−１ビットとする。な
お、乱数Ｍの値によっては、１次暗号生成部１２の出
力、すなわち１次暗号Ｓ’がゼロである可能性がある。
ト長をＮビットとした場合に、Ｎ−１ビットのビット長
の乱数Ｍを生成する。１次暗号生成部１２は、Ｎ−１ビ
ットの秘密の値Ｋに、上記生成したＮ−１ビットの乱数
Ｍを加算し１次暗号Ｓ’を生成する。この場合、最上位
ビット（ＭＳＢ）における桁上がり（キャリー）は行わ
ず、得られる１次暗号Ｓ’をＮ−１ビットとする。な
お、乱数Ｍの値によっては、１次暗号生成部１２の出
力、すなわち１次暗号Ｓ’がゼロである可能性がある。
【００１１】２次暗号生成部１３は、上記Ｎ−１ビット
の１次暗号Ｓ’に、ＮビットのダミーデータＤを加算
し、Ｎビットの暗号鍵Ｓを生成する。ダミーデータＤ
は、Ｎビットで構成されるマスクデータであり、その最
上位ビット（Ｎ番目ビット）には、「１」がセットさ
れ、残りのビット（Ｎ−１番目ビット〜１番目ビット）
には、全て「０」がセットされている。１次暗号Ｓ’に
対し、ダミーデータＤを加算した場合、１次暗号Ｓ’の
各ビット、すなわちＮ−１番目ビット〜１番目ビットに
は、それぞれ「０」が加算されるので、その状態が維持
される。従って、２次暗号生成部１３からは、１次暗号
Ｓ’に最上位ビット「１」を付加したものが暗号鍵Ｓと
して出力される。これによって、暗号鍵Ｓがゼロ以外と
なることが保証される。
の１次暗号Ｓ’に、ＮビットのダミーデータＤを加算
し、Ｎビットの暗号鍵Ｓを生成する。ダミーデータＤ
は、Ｎビットで構成されるマスクデータであり、その最
上位ビット（Ｎ番目ビット）には、「１」がセットさ
れ、残りのビット（Ｎ−１番目ビット〜１番目ビット）
には、全て「０」がセットされている。１次暗号Ｓ’に
対し、ダミーデータＤを加算した場合、１次暗号Ｓ’の
各ビット、すなわちＮ−１番目ビット〜１番目ビットに
は、それぞれ「０」が加算されるので、その状態が維持
される。従って、２次暗号生成部１３からは、１次暗号
Ｓ’に最上位ビット「１」を付加したものが暗号鍵Ｓと
して出力される。これによって、暗号鍵Ｓがゼロ以外と
なることが保証される。
【００１２】なお、受信側における暗号鍵生成装置は、
上記送信側の暗号鍵生成装置１０と基本的に同様の構成
を有して構成することができるが、乱数Ｍは、送信側の
乱数発生部１１で生成されたものが送信され、受信側の
１次暗号生成部に入力される。
上記送信側の暗号鍵生成装置１０と基本的に同様の構成
を有して構成することができるが、乱数Ｍは、送信側の
乱数発生部１１で生成されたものが送信され、受信側の
１次暗号生成部に入力される。
【００１３】次に、図２に沿って、上記暗号鍵生成装置
における暗号鍵生成の一例を説明する。以下では、１次
暗号鍵Ｓ’がゼロとなる場合の例に沿って、本発明の作
用を共に説明する。
における暗号鍵生成の一例を説明する。以下では、１次
暗号鍵Ｓ’がゼロとなる場合の例に沿って、本発明の作
用を共に説明する。
【００１４】今、システムに予め設定された秘密の値Ｋ
が「1001110・・・00101」のＮ−１ビットのデータであ
り、乱数発生部１１で生成された乱数Ｍが「0110001・・・
11011」のＮ−１ビットのデータである場合を考える。
１次暗号生成部１２では、秘密の値Ｋに対し、乱数Ｍを
加算し、Ｎ−１ビットの１次暗号Ｓ’を得る。この例で
は、上記加算結果としての１次暗号Ｓ’の値は、「0000
000・・・0000」、すなわちゼロとなる。
が「1001110・・・00101」のＮ−１ビットのデータであ
り、乱数発生部１１で生成された乱数Ｍが「0110001・・・
11011」のＮ−１ビットのデータである場合を考える。
１次暗号生成部１２では、秘密の値Ｋに対し、乱数Ｍを
加算し、Ｎ−１ビットの１次暗号Ｓ’を得る。この例で
は、上記加算結果としての１次暗号Ｓ’の値は、「0000
000・・・0000」、すなわちゼロとなる。
【００１５】次に、２次暗号生成部１３において、上記
１次暗号Ｓ’にダミーデータＤが加算される。ここで、
ダミーデータＤは、上述したように、最上位ビットを
「１」とし他を「０」としたＮビットのデータ、すなわ
ち「10000000・・・00000」である。従って、２次暗号生成
部１３が出力する暗号鍵Ｓの値として、１次暗号Ｓ’に
最上位ビット「１」を付加したＮビットのデータ、すな
わち「10000000・・・00000」が得られる。これより明らか
なように、最終的に得られる暗号鍵Ｓの最上位ビット
は、常に「１」が保証され、暗号鍵Ｓの値がゼロとなる
ことはなくなる。
１次暗号Ｓ’にダミーデータＤが加算される。ここで、
ダミーデータＤは、上述したように、最上位ビットを
「１」とし他を「０」としたＮビットのデータ、すなわ
ち「10000000・・・00000」である。従って、２次暗号生成
部１３が出力する暗号鍵Ｓの値として、１次暗号Ｓ’に
最上位ビット「１」を付加したＮビットのデータ、すな
わち「10000000・・・00000」が得られる。これより明らか
なように、最終的に得られる暗号鍵Ｓの最上位ビット
は、常に「１」が保証され、暗号鍵Ｓの値がゼロとなる
ことはなくなる。
【００１６】以上、本発明の一実施形態を図面に沿って
説明した。しかしながら本発明は前記実施形態に示した
事項に限定されず、特許請求の範囲の記載に基いてその
変更、改良等が可能であることは明らかである。上記実
施形態においては、１次暗号生成部１２及び２次暗号生
成部１３における演算を加算としているが、減算、排他
的論理和等の他の線形演算を用いても良い。また、上記
実施形態では暗号鍵Ｓの最上位ビットが「１」であるこ
とを保証するようにしているが、任意の他のビットが
「１」であることを保証するように本発明を構成するこ
ともできる。
説明した。しかしながら本発明は前記実施形態に示した
事項に限定されず、特許請求の範囲の記載に基いてその
変更、改良等が可能であることは明らかである。上記実
施形態においては、１次暗号生成部１２及び２次暗号生
成部１３における演算を加算としているが、減算、排他
的論理和等の他の線形演算を用いても良い。また、上記
実施形態では暗号鍵Ｓの最上位ビットが「１」であるこ
とを保証するようにしているが、任意の他のビットが
「１」であることを保証するように本発明を構成するこ
ともできる。
【００１７】
【発明の効果】以上の如く本発明によれば、同期型スト
リーム暗号方式の暗号鍵を生成する場合に、その値がゼ
ロ以外となることを保証することができる。
リーム暗号方式の暗号鍵を生成する場合に、その値がゼ
ロ以外となることを保証することができる。
【図１】本発明の一実施形態に係る暗号の送信側におけ
る暗号鍵生成装置のブロック図である。
る暗号鍵生成装置のブロック図である。
【図２】本発明に係る暗号鍵生成装置における暗号生成
の過程を説明するための概念図である。
の過程を説明するための概念図である。
１０ 暗号鍵生成装置 １１ 乱数発生部 １２ １次暗号生成部 １３ ２次暗号生成部
Claims (4)
- 【請求項１】 共通鍵暗号方式において使用する暗号鍵
を生成する方法であって、 情報の暗号化側と復号化側で予め共有した秘密の値と、
情報の暗号化側と復号化側で共有される任意の乱数とを
演算することによって第１の値を生成する１次暗号生成
手順と、 上記第１の値に対し所定の演算を施して何れかのビット
が１であることを保証された、暗号鍵として用いられる
第２の値を生成する２次暗号生成手順と、を備えたこと
を特徴とする暗号鍵生成方法。 - 【請求項２】 上記１次暗号生成手順が、上記秘密の値
及び乱数をＮ−１ビットとした場合に、Ｎ−１ビットの
上記第１の値を生成し、上記２次暗号生成手順が、上記
第１の値に、最上位ビットを１とし他のビットを０とし
たＮビットのデータを加算することによって第２の値を
生成するものであることを特徴とする請求項１記載の暗
号鍵生成方法。 - 【請求項３】 共通鍵暗号方式において使用する暗号鍵
を生成する装置であって、 情報の暗号化側と復号化側で予め共有した秘密の値と、
情報の暗号化側と復号化側で共有される任意の乱数とを
演算することによって第１の値を生成する１次暗号生成
手段と、 上記第１の値に対し所定の演算を施して何れかのビット
が１であることを保証された、暗号鍵として用いられる
第２の値を生成する２次暗号生成手段と、を備えたこと
を特徴とする暗号鍵生成装置。 - 【請求項４】 上記１次暗号生成手段が、上記秘密の値
及び乱数をＮ−１ビットとした場合に、Ｎ−１ビットの
上記第１の値を生成し、上記２次暗号生成手段が、上記
第１の値に、最上位ビットを１とし他のビットを０とし
たＮビットのデータを加算することによって第２の値を
生成するものであることを特徴とする請求項３記載の暗
号鍵生成装置。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP11041257A JP2000242168A (ja) | 1999-02-19 | 1999-02-19 | 暗号鍵生成方法及び装置 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP11041257A JP2000242168A (ja) | 1999-02-19 | 1999-02-19 | 暗号鍵生成方法及び装置 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2000242168A true JP2000242168A (ja) | 2000-09-08 |
Family
ID=12603399
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP11041257A Pending JP2000242168A (ja) | 1999-02-19 | 1999-02-19 | 暗号鍵生成方法及び装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2000242168A (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP5802892B1 (ja) * | 2014-11-12 | 2015-11-04 | オプテックス株式会社 | 通信パケットのメッセージ認証コードの生成方法および認証方法 |
-
1999
- 1999-02-19 JP JP11041257A patent/JP2000242168A/ja active Pending
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP5802892B1 (ja) * | 2014-11-12 | 2015-11-04 | オプテックス株式会社 | 通信パケットのメッセージ認証コードの生成方法および認証方法 |
| JP2016096375A (ja) * | 2014-11-12 | 2016-05-26 | オプテックス株式会社 | 通信パケットのメッセージ認証コードの生成方法および認証方法 |
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Legal Events
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|---|---|---|---|
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|
| RD03 | Notification of appointment of power of attorney |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A7423 Effective date: 20060215 |
|
| A711 | Notification of change in applicant |
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|
| A977 | Report on retrieval |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A971007 Effective date: 20080731 |
|
| A131 | Notification of reasons for refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A131 Effective date: 20080812 |
|
| A02 | Decision of refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A02 Effective date: 20090127 |