JP2001215874A - 副鍵生成装置およびそのプログラム記録媒体 - Google Patents
副鍵生成装置およびそのプログラム記録媒体Info
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- JP2001215874A JP2001215874A JP2000026312A JP2000026312A JP2001215874A JP 2001215874 A JP2001215874 A JP 2001215874A JP 2000026312 A JP2000026312 A JP 2000026312A JP 2000026312 A JP2000026312 A JP 2000026312A JP 2001215874 A JP2001215874 A JP 2001215874A
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 副鍵が知られても主鍵が容易には暴露されな
い、各データ拡散段ｉに用いる副鍵ｋi を各段ｉごとに
動的に作ることを可能とする。 【解決手段】 主鍵Ｋを各ｎビットのｍ個の鍵Ｋ1 ，
…，Ｋm に分割し、ｉに依存した任意の定数Ｃi とΣ
j=1 m Ｋj との和をｋ′i の初期値とし、ｋ′i に対す
る換字処理Ｓ（ｋ′i ）と、更にその転置処理Ｐ（Ｓ
（ｋ′i ））と、鍵Ｋjとを加算してｋ′とする処理と
をｊ＝１，２，…，ｍについて順次行い、最終的に得ら
れたｋ′i を副鍵ｋi として出力する。
い、各データ拡散段ｉに用いる副鍵ｋi を各段ｉごとに
動的に作ることを可能とする。 【解決手段】 主鍵Ｋを各ｎビットのｍ個の鍵Ｋ1 ，
…，Ｋm に分割し、ｉに依存した任意の定数Ｃi とΣ
j=1 m Ｋj との和をｋ′i の初期値とし、ｋ′i に対す
る換字処理Ｓ（ｋ′i ）と、更にその転置処理Ｐ（Ｓ
（ｋ′i ））と、鍵Ｋjとを加算してｋ′とする処理と
をｊ＝１，２，…，ｍについて順次行い、最終的に得ら
れたｋ′i を副鍵ｋi として出力する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】この発明は、暗号方式の構成
部分である副鍵生成部に関し、従来の副鍵生成部によっ
て生成された副鍵では、いくつかの副鍵が攻撃者に知ら
れてしまうと、副鍵を計算するために使用した秘密の鍵
が求まってしまう問題があったので、この問題を解決で
きる安全性に優れた副鍵生成装置およびプログラム記録
媒体に関するものである。
部分である副鍵生成部に関し、従来の副鍵生成部によっ
て生成された副鍵では、いくつかの副鍵が攻撃者に知ら
れてしまうと、副鍵を計算するために使用した秘密の鍵
が求まってしまう問題があったので、この問題を解決で
きる安全性に優れた副鍵生成装置およびプログラム記録
媒体に関するものである。
【０００２】
【従来の技術】データを秘匿するためには暗号化技術が
有効である。暗号化の方法は共通鍵暗号と公開鍵暗号が
ある。共通鍵暗号では、暗号作成側と暗号復号側で同一
の鍵を用い、この鍵は秘密に管理されている。一方、公
開鍵暗号では暗号作成の鍵と復号の鍵は異なっており、
暗号作成側の鍵は公開しても、復号側の鍵は現実的な時
間内に求まらないと広く信じられている。暗号化の処理
速度の観点からは、共通鍵暗号方式が有利である。
有効である。暗号化の方法は共通鍵暗号と公開鍵暗号が
ある。共通鍵暗号では、暗号作成側と暗号復号側で同一
の鍵を用い、この鍵は秘密に管理されている。一方、公
開鍵暗号では暗号作成の鍵と復号の鍵は異なっており、
暗号作成側の鍵は公開しても、復号側の鍵は現実的な時
間内に求まらないと広く信じられている。暗号化の処理
速度の観点からは、共通鍵暗号方式が有利である。
【０００３】高速かつ安全な共通鍵暗号を構成するため
に、暗号化対象のデータを適当な長さのブロックに分割
し、そのブロック毎に暗号化する方法をブロック暗号と
呼ぶ。通常ブロック暗号は、暗号化の対象である入力デ
ータを撹乱するためのデータ拡散部、暗号装置に入力さ
れた秘密の鍵（以降ではこの鍵を主鍵とよぶ）を入力と
して、データ拡散部が利用する副鍵を生成するための副
鍵生成部から、構成されている。
に、暗号化対象のデータを適当な長さのブロックに分割
し、そのブロック毎に暗号化する方法をブロック暗号と
呼ぶ。通常ブロック暗号は、暗号化の対象である入力デ
ータを撹乱するためのデータ拡散部、暗号装置に入力さ
れた秘密の鍵（以降ではこの鍵を主鍵とよぶ）を入力と
して、データ拡散部が利用する副鍵を生成するための副
鍵生成部から、構成されている。
【０００４】この様な暗号方式として代表的なＤＥＳの
構成は、例えば「B.Schneier：“Applied Cryptography
2nd Ed., ”John Wiley & Sons,Inc.,pp.270-277,199
6」に示されている。データ拡散部では暗号学的にあま
り強くない関数を入力データに複数回繰り返して適用す
ることにより安全性を高めている方式が現在主流となっ
ている。ここで、入力データは、暗号化あるいは復号の
対象となるデータであって、それぞれ平文、暗号文とよ
ばれる。この、あまり強くない関数をＦ関数と呼ぶこと
にする。Ｆ関数を１回実行することを１段と呼ぶ。Ｆ関
数で使用される鍵を副鍵とよび、副鍵生成部は主鍵から
副鍵を生成する。また、通常のＦ関数は、データを置き
換える換字とデータの並びを入れ換える転置からなる。
以下では、それぞれをＳ，Ｐと記す。
構成は、例えば「B.Schneier：“Applied Cryptography
2nd Ed., ”John Wiley & Sons,Inc.,pp.270-277,199
6」に示されている。データ拡散部では暗号学的にあま
り強くない関数を入力データに複数回繰り返して適用す
ることにより安全性を高めている方式が現在主流となっ
ている。ここで、入力データは、暗号化あるいは復号の
対象となるデータであって、それぞれ平文、暗号文とよ
ばれる。この、あまり強くない関数をＦ関数と呼ぶこと
にする。Ｆ関数を１回実行することを１段と呼ぶ。Ｆ関
数で使用される鍵を副鍵とよび、副鍵生成部は主鍵から
副鍵を生成する。また、通常のＦ関数は、データを置き
換える換字とデータの並びを入れ換える転置からなる。
以下では、それぞれをＳ，Ｐと記す。
【０００５】ところで、ブロック暗号に対する攻撃法と
して差分解読法と線形解読法が強力であり、多くのブロ
ック暗号がこれらの解読法により解読できることがわか
ってきた。差分解読法は文献「B.Schneier：“Applied
Cryptography 2nd Ed., ”John Wiley & Sons,Inc.,pp.
285-290,1996」で、線形解読法は文献「B.Schneier：
“Applied Cryptography 2nd Ed., ”John Wiley & Son
s,Inc.,pp.290-293,1996」に説明されている。
して差分解読法と線形解読法が強力であり、多くのブロ
ック暗号がこれらの解読法により解読できることがわか
ってきた。差分解読法は文献「B.Schneier：“Applied
Cryptography 2nd Ed., ”John Wiley & Sons,Inc.,pp.
285-290,1996」で、線形解読法は文献「B.Schneier：
“Applied Cryptography 2nd Ed., ”John Wiley & Son
s,Inc.,pp.290-293,1996」に説明されている。
【０００６】上記の文献によれば、これらの攻撃法を適
用すると、通常、データ拡散部が、Ｎ回のＦ関数繰り返
しにより構成されている場合、まず、第Ｎ段目のＦ関数
で用いられる副鍵（以降ではｋN と記す）が求まること
が報告されている。ところで、先に述べたＤＥＳ暗号の
場合、副鍵生成部は、副鍵であるｋ1 からｋ16をそれぞ
れ４８ビットの値とし、６４ビットの主鍵から８ビット
分のパリティビットを除いた５６ビットをもとに、その
並べ替え（転置）を行ないつつ、部分情報を抽出するこ
とで生成される。したがって、ｋ16が求まってしまえ
ば、残りの８（＝５６−４８）ビツトは総当たりでも簡
単に求まってしまう問題がある。
用すると、通常、データ拡散部が、Ｎ回のＦ関数繰り返
しにより構成されている場合、まず、第Ｎ段目のＦ関数
で用いられる副鍵（以降ではｋN と記す）が求まること
が報告されている。ところで、先に述べたＤＥＳ暗号の
場合、副鍵生成部は、副鍵であるｋ1 からｋ16をそれぞ
れ４８ビットの値とし、６４ビットの主鍵から８ビット
分のパリティビットを除いた５６ビットをもとに、その
並べ替え（転置）を行ないつつ、部分情報を抽出するこ
とで生成される。したがって、ｋ16が求まってしまえ
ば、残りの８（＝５６−４８）ビツトは総当たりでも簡
単に求まってしまう問題がある。
【０００７】この問題に対して、副鍵生成部の副鍵と主
鍵の対応関係をさらに複雑にすることで、安全性を向上
した暗号ＲＣ５が文献「B.Schneier：“Applied Crypto
graphy 2nd Ed., ”John Wiley & Sons,Inc.,pp.344-34
6,1996」に示されている。しかしながらＲＣ５の副鍵生
成部は、一度に全ての副鍵を求めなければならない関係
上、それらすべての副鍵を記憶しておくために容量が比
較的大きいメモリを必要とし、廉価なＩＣカードや、相
対的に記憶領域が高くつくハードウェア実装には向いて
いない。この様な、廉価なＩＣカードなどの環境で有効
に副鍵生成部が働くためにはＤＥＳの様に各段毎にそれ
に用いる副鍵を生成する、つまり動的に副鍵を生成でき
る副鍵生成部が望まれる。
鍵の対応関係をさらに複雑にすることで、安全性を向上
した暗号ＲＣ５が文献「B.Schneier：“Applied Crypto
graphy 2nd Ed., ”John Wiley & Sons,Inc.,pp.344-34
6,1996」に示されている。しかしながらＲＣ５の副鍵生
成部は、一度に全ての副鍵を求めなければならない関係
上、それらすべての副鍵を記憶しておくために容量が比
較的大きいメモリを必要とし、廉価なＩＣカードや、相
対的に記憶領域が高くつくハードウェア実装には向いて
いない。この様な、廉価なＩＣカードなどの環境で有効
に副鍵生成部が働くためにはＤＥＳの様に各段毎にそれ
に用いる副鍵を生成する、つまり動的に副鍵を生成でき
る副鍵生成部が望まれる。
【０００８】動的な副鍵生成が可能でかつ、副鍵からす
ぐに主鍵が求まらないことを期待している方式として文
献「B.Schneier, J.Kelsey, D.Whiting, D.Wagner, C.H
all,N.Ferguson:“Twofish: A 128-Bit Block Ciphe
r,”http://www.counterpane.com/twofish.html, 1998
」に記述されている副鍵生成部がある。この副鍵生成
部の本質的な部分を一般化すると次の通りである（図３
参照）。主鍵をＫ、ｉ段目の副鍵をｋi とする。また、
ｉに依存する定数Ｃi を適当な方法で定める。Twofish
の場合は Ｃi ＝ｉ｜ｉ｜ｉ｜ｉ である。ここで「｜」はビットの連結を示し、ｉは整数
を８ビットで表すものとする。
ぐに主鍵が求まらないことを期待している方式として文
献「B.Schneier, J.Kelsey, D.Whiting, D.Wagner, C.H
all,N.Ferguson:“Twofish: A 128-Bit Block Ciphe
r,”http://www.counterpane.com/twofish.html, 1998
」に記述されている副鍵生成部がある。この副鍵生成
部の本質的な部分を一般化すると次の通りである（図３
参照）。主鍵をＫ、ｉ段目の副鍵をｋi とする。また、
ｉに依存する定数Ｃi を適当な方法で定める。Twofish
の場合は Ｃi ＝ｉ｜ｉ｜ｉ｜ｉ である。ここで「｜」はビットの連結を示し、ｉは整数
を８ビットで表すものとする。
【０００９】Ｓｔｅｐ１：主鍵をｎビット毎に分割す
る。Twofish の場合はｎ＝３２である 。すなわち Ｋ1 ｜Ｋ2 ｜…｜Ｋm ←Ｋ とし、各Ｋj はｎビットとする。これらＫ1 〜Ｋm を記
憶部１１に格納する。 Ｓｔｅｐ２：ｋ′i の初期値としてＣi を設定する。 Ｓｔｅｐ３：ｊ＝１，２，…，ｍに対し以下を実行す
る。
る。Twofish の場合はｎ＝３２である 。すなわち Ｋ1 ｜Ｋ2 ｜…｜Ｋm ←Ｋ とし、各Ｋj はｎビットとする。これらＫ1 〜Ｋm を記
憶部１１に格納する。 Ｓｔｅｐ２：ｋ′i の初期値としてＣi を設定する。 Ｓｔｅｐ３：ｊ＝１，２，…，ｍに対し以下を実行す
る。
【００１０】 ｋ′i ←Ｓ（ｋ′i ）＋Ｋj Twofish の場合に加算はビット毎の排他的論理和であ
る。 Ｓｔｅｐ４：ｋ′i ←Ｐ（Ｓ（ｋ′i ））とし、その
ｋ′i をｋi として出力する。つまり図３に示すよう
に、初期値Ｃi についてデータ置き換え処理Ｓ（Ｃi ）
がＳｔｅｐ３−１でなされ、このＳ（Ｃi ）と分割鍵Ｋ
1 とのビットごとの排他的論理和がＳｔｅｐ３−２で行
われ、その結果がｋ′i とされ、そのｋ′i についてデ
ータ置き換え処理Ｓ（ｋ′i ）がＳｔｅｐ３−３で行わ
れ、そのＳ（ｋ′ i ）と分割鍵Ｋ2 とのビットごとの排
他的論理和がＳｔｅｐ３−４で行われてｋ′i とされ、
そのｋ′i について以下、同様にデータ置き換え処理Ｓ
（ｋ′i ）と分割鍵Ｋj とのビットごとの排他的論理和
をとってｋ′i とすることが繰り返され、最後の分割鍵
Ｋm とのビットごとの排他的論理和がＳｔｅｐ３−２ｍ
で行われ、その演算結果ｋ′i に対しＳｔｅｐ４−１で
データ置き換え処理Ｓ（ｋ′ i ）が行われ、更にＳｔｅ
ｐ４−２でデータの並べを入れ換える転置処理Ｐ（Ｓ
（ｋ′i ））がなされて、ｉ段目のＦ関数処理のための
副鍵ｋi が得られる。
る。 Ｓｔｅｐ４：ｋ′i ←Ｐ（Ｓ（ｋ′i ））とし、その
ｋ′i をｋi として出力する。つまり図３に示すよう
に、初期値Ｃi についてデータ置き換え処理Ｓ（Ｃi ）
がＳｔｅｐ３−１でなされ、このＳ（Ｃi ）と分割鍵Ｋ
1 とのビットごとの排他的論理和がＳｔｅｐ３−２で行
われ、その結果がｋ′i とされ、そのｋ′i についてデ
ータ置き換え処理Ｓ（ｋ′i ）がＳｔｅｐ３−３で行わ
れ、そのＳ（ｋ′ i ）と分割鍵Ｋ2 とのビットごとの排
他的論理和がＳｔｅｐ３−４で行われてｋ′i とされ、
そのｋ′i について以下、同様にデータ置き換え処理Ｓ
（ｋ′i ）と分割鍵Ｋj とのビットごとの排他的論理和
をとってｋ′i とすることが繰り返され、最後の分割鍵
Ｋm とのビットごとの排他的論理和がＳｔｅｐ３−２ｍ
で行われ、その演算結果ｋ′i に対しＳｔｅｐ４−１で
データ置き換え処理Ｓ（ｋ′ i ）が行われ、更にＳｔｅ
ｐ４−２でデータの並べを入れ換える転置処理Ｐ（Ｓ
（ｋ′i ））がなされて、ｉ段目のＦ関数処理のための
副鍵ｋi が得られる。
【００１１】この副鍵生成部は、副鍵の動的生成が可能
である。しかし、ＤＥＳに比べれば手間がかかるとはい
え、鍵の総当たりに比べれば非常に少ない計算量で一つ
の副鍵から主鍵の候補を、かなり絞り込むことが可能で
ある。例えば３２ビットの分割鍵がＫ1 とＫ2 の２つと
すると、ｋi ＝Ｐ（Ｓ（Ｓ（Ｓ（Ｃi ）＋Ｋ1 ）＋
Ｋ2 ））で求まる。但しＣi ＝(ｉ，ｉ，ｉ，ｉ）、Ｓ
（ｘ(0)，ｘ(1)，ｘ(2)，ｘ(3)）＝（ｓ0（ｘ(0)），ｓ
1（ｘ(1)），ｓ2（ｘ(2)），ｓ3（ｘ(3)））とする。ｋ
i に対し、逆転置演算Ｐ-1を行った結果をｋ″i＝Ｐ-1
（ｋi )＝（ｋ″i (0)，ｋ″i (1)，ｋ″i (2)，
ｋ″i (3)）とし、 Ｋ1 ＝（Ｋ1 (0)，Ｋ1 (1)，Ｋ1 (2)，Ｋ1 (3)） Ｋ2 ＝（Ｋ2 (0)，Ｋ2 (1)，Ｋ2 (2)，Ｋ2 (3)） とおく。このときｑ＝０，１，２，３に対して、 ｋ″i (q)＝ｓq（ｓq（ｓq（ｉ）＋Ｋ1 (q)）＋Ｋ2 (q)） …(1) が成立つ。各８ビットのＫ1 (q)，Ｋ2 (q)の全てに対して
式（１）が成立するかどうか調べるには、ｑの数４と、
考えられる全てのＫ1 (q)の数２8 と、考えられる全ての
Ｋ2 (q)の数２8 との積４×２8 ×２8 ＝２18の回数だけ
という、比較的少ない計算回数でＫ1 ，Ｋ2 の候補数を
（２8 ）4 ＝２32程度まで絞り込むことができる。一
方、式（１）のような性質がない場合は、副鍵ｋiから
分割鍵Ｋ1，Ｋ 2を絞り込むのに（２32）2＝２64の計算
量が必要となる。以上示したように、副鍵生成部の構成
法は暗号システムの安全性に大きな影響を与えるので、
注意しなければならない。
である。しかし、ＤＥＳに比べれば手間がかかるとはい
え、鍵の総当たりに比べれば非常に少ない計算量で一つ
の副鍵から主鍵の候補を、かなり絞り込むことが可能で
ある。例えば３２ビットの分割鍵がＫ1 とＫ2 の２つと
すると、ｋi ＝Ｐ（Ｓ（Ｓ（Ｓ（Ｃi ）＋Ｋ1 ）＋
Ｋ2 ））で求まる。但しＣi ＝(ｉ，ｉ，ｉ，ｉ）、Ｓ
（ｘ(0)，ｘ(1)，ｘ(2)，ｘ(3)）＝（ｓ0（ｘ(0)），ｓ
1（ｘ(1)），ｓ2（ｘ(2)），ｓ3（ｘ(3)））とする。ｋ
i に対し、逆転置演算Ｐ-1を行った結果をｋ″i＝Ｐ-1
（ｋi )＝（ｋ″i (0)，ｋ″i (1)，ｋ″i (2)，
ｋ″i (3)）とし、 Ｋ1 ＝（Ｋ1 (0)，Ｋ1 (1)，Ｋ1 (2)，Ｋ1 (3)） Ｋ2 ＝（Ｋ2 (0)，Ｋ2 (1)，Ｋ2 (2)，Ｋ2 (3)） とおく。このときｑ＝０，１，２，３に対して、 ｋ″i (q)＝ｓq（ｓq（ｓq（ｉ）＋Ｋ1 (q)）＋Ｋ2 (q)） …(1) が成立つ。各８ビットのＫ1 (q)，Ｋ2 (q)の全てに対して
式（１）が成立するかどうか調べるには、ｑの数４と、
考えられる全てのＫ1 (q)の数２8 と、考えられる全ての
Ｋ2 (q)の数２8 との積４×２8 ×２8 ＝２18の回数だけ
という、比較的少ない計算回数でＫ1 ，Ｋ2 の候補数を
（２8 ）4 ＝２32程度まで絞り込むことができる。一
方、式（１）のような性質がない場合は、副鍵ｋiから
分割鍵Ｋ1，Ｋ 2を絞り込むのに（２32）2＝２64の計算
量が必要となる。以上示したように、副鍵生成部の構成
法は暗号システムの安全性に大きな影響を与えるので、
注意しなければならない。
【００１２】
【発明が解決しようとする課題】この発明では、一部の
副鍵（例えば最終段（Ｎ段）と（Ｎ−１）段で使用する
２つの副鍵ｋN ，ｋN-1 ）が知られた場合においても、
副鍵生成部を解析するだけでは他の副鍵および主鍵が簡
単には求まらないような、副鍵生成装置を実現すること
を目標とする。
副鍵（例えば最終段（Ｎ段）と（Ｎ−１）段で使用する
２つの副鍵ｋN ，ｋN-1 ）が知られた場合においても、
副鍵生成部を解析するだけでは他の副鍵および主鍵が簡
単には求まらないような、副鍵生成装置を実現すること
を目標とする。
【００１３】
【課題を解決するための手段】従来方式（Twofish)で
は、例えば副鍵の逆転置演算結果の１バイト目は主鍵の
１バイト目にしか依存しないとか、主鍵の２バイト目は
副鍵の逆転置演算結果の２バイト目に全く影響を与えな
いなど、つまり副鍵から主鍵によらず一意に求められる
値が、主鍵のごく一部のデータにしか依存していないこ
とから一旦副鍵の一つが知られると主鍵の効率的な絞り
込みが可能となった。
は、例えば副鍵の逆転置演算結果の１バイト目は主鍵の
１バイト目にしか依存しないとか、主鍵の２バイト目は
副鍵の逆転置演算結果の２バイト目に全く影響を与えな
いなど、つまり副鍵から主鍵によらず一意に求められる
値が、主鍵のごく一部のデータにしか依存していないこ
とから一旦副鍵の一つが知られると主鍵の効率的な絞り
込みが可能となった。
【００１４】そこでこの発明では副鍵のどのビットも、
基本的に主鍵の全てのデータに依存するように副鍵生成
部を変更することにより、副鍵の値から主鍵の値を絞り
込むことを困難にし、安全性を高める。具体的には、 ・従来のTwofish 方式においてｊに関する繰り返しで換
字Ｓのみしか適用していないところに、この発明では拡
散性の高い関数である転置Ｐをも適用する。
基本的に主鍵の全てのデータに依存するように副鍵生成
部を変更することにより、副鍵の値から主鍵の値を絞り
込むことを困難にし、安全性を高める。具体的には、 ・従来のTwofish 方式においてｊに関する繰り返しで換
字Ｓのみしか適用していないところに、この発明では拡
散性の高い関数である転置Ｐをも適用する。
【００１５】・主鍵の各ビットが一様に副鍵に反映する
よう、ｊに関する繰り返し処理の前に、Ｃi にΣＫj を
加えることにより、実現する。
よう、ｊに関する繰り返し処理の前に、Ｃi にΣＫj を
加えることにより、実現する。
【００１６】
【発明の実施の形態】この発明の実施例の機能構成を図
１に示す。主鍵Ｋやデータ拡散部のｉ段目のｉに依存す
る任意の定数Ｃi を入力する入力手段２１、主鍵Ｋをｎ
ビットごとに分割して分割された鍵Ｋ1 ，Ｋ2 ，…，Ｋ
m を作るビット分割部２２、入力された主鍵Ｋや定数Ｃ
i，分割された鍵Ｋ1 ，…，Ｋm が記憶される記憶部２
３、入力されたデータを置き換える換字部２４、入力さ
れたデータを並び換える転置部２５、入力された複数の
データを加算する加算部２６、副鍵生成処理のプログラ
ムが格納されたＲＯＭ２７、生成された副鍵ｋi を出力
する出力手段２８、上記プログラムを解釈し、入力され
たデータに対して、ビット分割部２２、記憶部２３、換
字部２４、転置部２５、加算部２６を機能させて実行し
て副鍵ｋiを生成する制御部２９を備えている。
１に示す。主鍵Ｋやデータ拡散部のｉ段目のｉに依存す
る任意の定数Ｃi を入力する入力手段２１、主鍵Ｋをｎ
ビットごとに分割して分割された鍵Ｋ1 ，Ｋ2 ，…，Ｋ
m を作るビット分割部２２、入力された主鍵Ｋや定数Ｃ
i，分割された鍵Ｋ1 ，…，Ｋm が記憶される記憶部２
３、入力されたデータを置き換える換字部２４、入力さ
れたデータを並び換える転置部２５、入力された複数の
データを加算する加算部２６、副鍵生成処理のプログラ
ムが格納されたＲＯＭ２７、生成された副鍵ｋi を出力
する出力手段２８、上記プログラムを解釈し、入力され
たデータに対して、ビット分割部２２、記憶部２３、換
字部２４、転置部２５、加算部２６を機能させて実行し
て副鍵ｋiを生成する制御部２９を備えている。
【００１７】この副鍵生成装置の動作手順を述べるが、
これは従来の技術の項であげたTwofish の副鍵生成部の
Ｓｔｅｐ２および３を修正し以下のような処理を行な
う。但し最終ステップは安全性に殆んど寄与しないので
省略する（図２参照）。Ｓｔｅｐ１：主鍵Ｋをビット分
割部２２でｎビット毎に分割する。すなわち Ｋ1 ｜Ｋ2 ｜…｜Ｋm ←Ｋ とし、各Ｋj はｎビットとする。これら分割された鍵Ｋ
1 ，…，Ｋm を記憶部２３に格納する。
これは従来の技術の項であげたTwofish の副鍵生成部の
Ｓｔｅｐ２および３を修正し以下のような処理を行な
う。但し最終ステップは安全性に殆んど寄与しないので
省略する（図２参照）。Ｓｔｅｐ１：主鍵Ｋをビット分
割部２２でｎビット毎に分割する。すなわち Ｋ1 ｜Ｋ2 ｜…｜Ｋm ←Ｋ とし、各Ｋj はｎビットとする。これら分割された鍵Ｋ
1 ，…，Ｋm を記憶部２３に格納する。
【００１８】Ｓｔｅｐ１−１：これら分割された鍵
Ｋ1 ，…，Ｋm を加算部２６により加算する。 Σj=1 m Ｋj Ｓｔｅｐ２：この全分割鍵Ｋj の加算値と、副鍵ｋi の
ｉと対応した定数Ｃiを加算部２６により加算して、こ
の加算結果Ｃi ＋Σj=1 m Ｋj をｋ′i の初期値として
設定する。
Ｋ1 ，…，Ｋm を加算部２６により加算する。 Σj=1 m Ｋj Ｓｔｅｐ２：この全分割鍵Ｋj の加算値と、副鍵ｋi の
ｉと対応した定数Ｃiを加算部２６により加算して、こ
の加算結果Ｃi ＋Σj=1 m Ｋj をｋ′i の初期値として
設定する。
【００１９】Ｓｔｅｐ３：ｊ＝１，２，…，ｍに対し以
下を実行する。 ｋ′i ←Ｐ（Ｓ（ｋ′i ））＋Ｋj この加算はビット毎の排他的論理和である。Ｓｔｅｐ
４：最後に得られたｋi を副鍵ｋi として出力する。つ
まり図２において、Ｓｔｅｐ２で得られたｋ′i の初期
値はＳｔｅｐ３−１で換字部２４により換字処理Ｓ
（ｋ′i ）が行われ、その結果に対しＳｔｅｐ３−２で
転置部２５により転置処理Ｐ（Ｓ（ｋ′i ））が行わ
れ、Ｓｔｅｐ３−３でその結果と分割鍵Ｋ1 とが加算部
２６により加算されてｋ′i とされ、 ｋ′i ←Ｐ（Ｓ（ｋ′i ））＋Ｋ1 そのｋ′i に対し、Ｓｔｅｐ３−４で換字部２４により
換字処理Ｓ（ｋ′i ）が行われ、その結果に対しＳｔｅ
ｐ３−５で転置部２５により転置処理Ｐ（Ｓ
（ｋ′i ））が行われ、その結果に対しＳｔｅｐ３−６
で加算部２６により分割鍵Ｋ 2 との加算が行われてｋ′
i とされる。以下同様に分割鍵Ｋjを加算して得られた
ｋ′i に対し、換字処理と、その結果に対する転置処理
と、その結果と次の分割鍵Ｋj+1 との加算とを行って
ｋ′i とすることが繰り返され、Ｓｔｅｐ３−３ｍで最
後の分割鍵Ｋmを加算してｋ′i とすることが行われた
時の、そのｋ′iをｉ段目の副鍵ｋi として出力手段よ
り出力する。
下を実行する。 ｋ′i ←Ｐ（Ｓ（ｋ′i ））＋Ｋj この加算はビット毎の排他的論理和である。Ｓｔｅｐ
４：最後に得られたｋi を副鍵ｋi として出力する。つ
まり図２において、Ｓｔｅｐ２で得られたｋ′i の初期
値はＳｔｅｐ３−１で換字部２４により換字処理Ｓ
（ｋ′i ）が行われ、その結果に対しＳｔｅｐ３−２で
転置部２５により転置処理Ｐ（Ｓ（ｋ′i ））が行わ
れ、Ｓｔｅｐ３−３でその結果と分割鍵Ｋ1 とが加算部
２６により加算されてｋ′i とされ、 ｋ′i ←Ｐ（Ｓ（ｋ′i ））＋Ｋ1 そのｋ′i に対し、Ｓｔｅｐ３−４で換字部２４により
換字処理Ｓ（ｋ′i ）が行われ、その結果に対しＳｔｅ
ｐ３−５で転置部２５により転置処理Ｐ（Ｓ
（ｋ′i ））が行われ、その結果に対しＳｔｅｐ３−６
で加算部２６により分割鍵Ｋ 2 との加算が行われてｋ′
i とされる。以下同様に分割鍵Ｋjを加算して得られた
ｋ′i に対し、換字処理と、その結果に対する転置処理
と、その結果と次の分割鍵Ｋj+1 との加算とを行って
ｋ′i とすることが繰り返され、Ｓｔｅｐ３−３ｍで最
後の分割鍵Ｋmを加算してｋ′i とすることが行われた
時の、そのｋ′iをｉ段目の副鍵ｋi として出力手段よ
り出力する。
【００２０】上述において、 ・Ｓｔｅｐ３で換字処理Ｐと転置処理Ｓの順を入れ替え
てもよい。つまりｋ′ i←Ｓ（Ｐ（ｋ′i））＋Ｋjとし
てもよい。 ・Ｃi をｉ｜ｉ｜ｉ｜ｉとする ・ＰやＳとしてデータ拡散部の部品を使う ・加算として排他的論理和を使う は、一例としてあげただけであり上記例によらず任意に
設定することが可能である。図１についての説明から明
らかなように、この発明の装置は、コンピュータにより
プログラムを解釈実行させることにより各部の機能を行
わせることもできる。
てもよい。つまりｋ′ i←Ｓ（Ｐ（ｋ′i））＋Ｋjとし
てもよい。 ・Ｃi をｉ｜ｉ｜ｉ｜ｉとする ・ＰやＳとしてデータ拡散部の部品を使う ・加算として排他的論理和を使う は、一例としてあげただけであり上記例によらず任意に
設定することが可能である。図１についての説明から明
らかなように、この発明の装置は、コンピュータにより
プログラムを解釈実行させることにより各部の機能を行
わせることもできる。
【００２１】
【発明の効果】この発明は、従来の副鍵生成部と比較す
るとこの発明では分割鍵Ｋj の全てを加算した値と定数
Ｃiをｋi の初期値としていること、また各ｊについて
の繰り返しに換字Ｓのみならず、転置Ｐも行っているた
め、 ・ＤＥＳやTwofish と異なり、副鍵が知られたとしても
容易には主鍵が暴露されない点 ・ＲＣ５と異なり、各段毎に動的に副鍵が生成できる点 の二点が同時に達成できている点が優れている。例え
ば、先の従来技術の項で述べた例と同様に、分割鍵をＫ
1とＫ2の二つとし、各３２ビットとすると、この発明で
は候補数を（２8）4＝２32程度までに絞り込むために
は、Ｋ1とＫ2のありとあらゆる組み合わせについて、計
算する必要があり、２32×２32＝２64回もの計算を必要
とし、従来のTwofishの場合の２18よりずっと多くな
り、それだけ主鍵が暴露され難い。
るとこの発明では分割鍵Ｋj の全てを加算した値と定数
Ｃiをｋi の初期値としていること、また各ｊについて
の繰り返しに換字Ｓのみならず、転置Ｐも行っているた
め、 ・ＤＥＳやTwofish と異なり、副鍵が知られたとしても
容易には主鍵が暴露されない点 ・ＲＣ５と異なり、各段毎に動的に副鍵が生成できる点 の二点が同時に達成できている点が優れている。例え
ば、先の従来技術の項で述べた例と同様に、分割鍵をＫ
1とＫ2の二つとし、各３２ビットとすると、この発明で
は候補数を（２8）4＝２32程度までに絞り込むために
は、Ｋ1とＫ2のありとあらゆる組み合わせについて、計
算する必要があり、２32×２32＝２64回もの計算を必要
とし、従来のTwofishの場合の２18よりずっと多くな
り、それだけ主鍵が暴露され難い。
【図１】この発明の実施例の機能構成を示すブロック
図。
図。
【図２】この発明装置における処理の流れを示す図。
【図３】従来のTwofish 方式における処理の流れを示す
図。
図。
Claims (4)
- 【請求項１】 主鍵から副鍵を生成する装置であって、 主鍵Ｋを各ｎビットのＫ1 ，Ｋ2 ，…，Ｋm に分割する
ビット分割部と、 データを置き換える換字部Ｓと、 データの並びを入れ換える転置部Ｐと、 データの加算を実行する加算部と、 副鍵ｋに対し任意に定められた定数Ｃを入力する手段
と、 上記全ての分割された鍵Ｋj （ｊ＝１，２，…，ｍ）を
加算した値に上記定数Ｃを加算し、その加算値をｋ′の
初期値として、上記加算部、上記換字部Ｓ及び上記転置
部Ｐにより、ｊ＝１，２，…，ｍに対しｋ′をＰ（Ｓ
（ｋ′））＋Ｋjに更新することを繰返し演算してｊ＝
ｍにおけるｋ′を求める副鍵ｋとして出力する制御部と
を具備することを特徴とする副鍵生成装置。 - 【請求項２】 主鍵から副鍵を生成する装置であって、 主鍵Ｋを各ｎビットのＫ1 ，Ｋ2 ，…，Ｋm に分割する
ビット分割部と、 データを置き換える換字部Ｓと、 データの並びを入れ換える転置部Ｐと、 データの加算を実行する加算部と、 副鍵ｋに対し任意に定められた定数Ｃを入力する手段
と、 上記全の分割された鍵Ｋj （ｊ＝１，２，…，ｍ）を加
算した値に上記定数Ｃを加算し、その加算値をｋ′の初
期値として、上記加算部、上記換字部Ｓ及び上記転置部
Ｐにより、ｊ＝１，２，…，ｍに対しｋ′をＳ（Ｐ
（ｋ′））＋Ｋj に更新することを繰返し演算してｊ＝
ｍにおけるｋ′を求める副鍵ｋとして出力する制御部と
を具備することを特徴とする副鍵生成装置。 - 【請求項３】 主鍵Ｋから副鍵ｋを生成する装置のコン
ピュータに、 上記主鍵Ｋを各ｎビットのｍ個の分割鍵Ｋ1 ，Ｋ2 ，
…，Ｋm に分割する処理と、 上記ｍ個の分割鍵Ｋ1 ，…，Ｋm を加算する処理と、 上記分割鍵の加算値と上記副鍵ｋに対し任意に定められ
た定数Ｃとを加算してｋ′の初期値とする処理と、 ｋ′に対してデータを置き換える換字処理Ｓ（ｋ′）を
行う換字処理と、 上記換字処理された値Ｓ（ｋ′）に対しデータの並びを
入れ換える転置処理Ｐ（Ｓ（ｋ′））を行う転置処理
と、 上記転置処理された値Ｐ（Ｓ（ｋ′））と上記分割鍵Ｋ
1 を加算してｋ′とする加算処理と、 上記加算処理で得られたｋ′について上記換字処理と、
上記転置処理と、上記加算処理とを、その加算処理にお
ける分割鍵Ｋ1 を順次Ｋ2 ，Ｋ3 ，…，Ｋm と変更して
繰り返す処理と、 上記繰り返し処理の最後の加算処理における分割鍵Ｋm
との加算結果ｋ′を上記副鍵ｋとして出力する処理とを
実行させるプログラムを記録した記録媒体。 - 【請求項４】 主鍵Ｋから副鍵ｋを生成する装置のコン
ピュータに、 上記主鍵Ｋを各ｎビットのｍ個の分割鍵Ｋ1 ，Ｋ2 ，
…，Ｋm に分割する処理と、 上記ｍ個の分割鍵Ｋ1 ，…，Ｋm を加算する処理と、 上記分割鍵の加算値と上記副鍵ｋに対し任意に定められ
た定数Ｃとを加算してｋ′の初期値とする処理と、 ｋ′に対してデータの並びを入れ換える転置処理Ｐ
（ｋ′）を行う転置処理と、 上記換字処理された値Ｐ（ｋ′）に対しデータを置き換
える換字処理Ｓ（Ｐ（ｋ′））を行う換字処理と、 上記換字処理された値Ｓ（Ｐ（ｋ′））と上記分割鍵Ｋ
1 を加算してｋ′とする加算処理と、 上記加算処理で得られたｋ′について上記転置処理と、
上記換字処理と、上記加算処理とを、その加算処理にお
ける分割鍵Ｋ1 を順次Ｋ2 ，Ｋ3 ，…，Ｋm と変更して
繰り返す処理と、 上記繰り返し処理の最後の加算処理における分割鍵Ｋm
との加算結果ｋ′を上記副鍵ｋとして出力する処理とを
実行させるプログラムを記録した記録媒体。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2000026312A JP2001215874A (ja) | 2000-02-03 | 2000-02-03 | 副鍵生成装置およびそのプログラム記録媒体 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2000026312A JP2001215874A (ja) | 2000-02-03 | 2000-02-03 | 副鍵生成装置およびそのプログラム記録媒体 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2001215874A true JP2001215874A (ja) | 2001-08-10 |
Family
ID=18552064
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2000026312A Pending JP2001215874A (ja) | 2000-02-03 | 2000-02-03 | 副鍵生成装置およびそのプログラム記録媒体 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2001215874A (ja) |
Cited By (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| CN112751855A (zh) * | 2020-12-30 | 2021-05-04 | 合肥大多数信息科技有限公司 | 一种基于加密技术的跨浏览器用户数据安全管理系统 |
-
2000
- 2000-02-03 JP JP2000026312A patent/JP2001215874A/ja active Pending
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| CN112751855A (zh) * | 2020-12-30 | 2021-05-04 | 合肥大多数信息科技有限公司 | 一种基于加密技术的跨浏览器用户数据安全管理系统 |
| CN112751855B (zh) * | 2020-12-30 | 2022-09-06 | 合肥大多数信息科技有限公司 | 一种基于加密技术的跨浏览器用户数据安全管理系统 |
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