JP2001290707A - データ処理方法、データ処理プログラムを格納したコンピュータ読取可能な記憶媒体、およびデータ処理装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 取り扱いが容易で、データの内容に拘らずフ
ァイルデータの機密性を確実に保護することができ、暗
号化ファイルの肥大化を防止できるようにする。 【解決手段】 ｎ（任意の整数）バイトのブロックにフ
ァイルの先頭から連続して分割し、さらにこれらのブロ
ックをｍ個から成るグループに分割し、まず、このグル
ープを単位として一定のパターンでグループ内のブロッ
クの順序を攪乱する。攪乱パターンは、１グループを構
成するｍブロックの並べ変えを行なうのに必要な順位の
情報を含み、所定の演算により抽出した定数鍵を用いて
発生される。さらに、ｎバイトの１ブロックを充分変換
処理できるだけのデータ幅を有するＸＯＲ定数を生成
し、各ブロックのデータに対して排他的論理和演算を加
えることにより暗号化ファイルイメージを生成する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、ファイルデータを
暗号化／復号化するデータ処理方法、データ処理プログ
ラムを格納したコンピュータ読取可能な記憶媒体、およ
びデータ処理装置に関するものである。

【０００２】

【従来の技術】コンピュータなどのデータ処理装置の記
憶装置に保存されたファイルは、容易かつ短時間に複写
することができる。現在ではネットワーク化が進んでお
り、ファイルを格納したディレクトリを複数のコンピュ
ータで共有して利用するのは珍しくない。このようなネ
ットワーク環境では、あるホストのファイルに対して他
の端末から不正に閲覧や複写をされることがある。

【０００３】ＯＳの機能によっては、共有されるファイ
ル／ディレクトリの所有者や特定のグループのユーザ以
外がそのファイル／ディレクトリに対するアクセスを禁
止したり、ユーザ名やパスワードを照合することにより
ユーザを認証し、パーミッションのあるユーザ以外のア
クセスを禁止することができるが、それでも不正侵入さ
れた場合はファイルデータの機密性を完全に保障するこ
とはできない。

【０００４】このようにファイルシステムの一部あるい
は全体に対するアクセス制限を行なうのは、小さなファ
イルのために記憶装置全体の利用が制限されるという問
題があり、用途によっては適さない場合もある。また、
このようなアクセス制限も、ファイルを書き込んだ記憶
媒体のみを持ち運ぶ途中での記憶媒体の紛失や盗難、あ
るいはコンピュータ自体が紛失や盗難にあった場合には
有効な保護とはなり得ない。

【０００５】このような問題を解決する方法の１つとし
て、ファイルを暗号化する方法がある。平文のファイル
の場合は、ファイルにアクセスできた時点でファイルデ
ータの機密性が失なわれてしまうが、ファイルを暗号化
しておけば、ファイルデータの内容を有効に保護するこ
とができる。

【０００６】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、従来の
ファイルの暗号化は、通信で傍受された場合に解析され
ても復号できないようにすることを目的にしたものが多
く、主に文字を暗号化することを重視していたため、一
文字あるいは適当なデータブロックごとに文字内容を操
作して暗号化していた。この方式では文字コード以外の
データに対応できない場合が多く、数値データや画像デ
ータは正確に復号することが困難であった。加えて文字
ごとに手続きが違うために演算が複雑で処理に時間がか
かるため高速演算装置が必要となり、ハードウェアに依
存する大規模なものも多く見られる。

【０００７】また、従来の暗号化では、ファイルサイズ
が数倍に大きくなるのが普通で、復号のための鍵情報な
どのために管理すべきファイルが複数になることも多
く、取り扱いは面倒なものにならざるを得なかった。

【０００８】本発明の課題は上記の問題を解決し、取り
扱いが容易で、ファイルデータの機密性を確実に保護す
ることができ、データの内容には左右されることなく、
管理すべきファイルの数が少なくて済み、暗号化ファイ
ルの肥大化を防ぎ、また、エンコード前のファイルを削
除しても確実にファイルを復元することができるように
することにある。

【０００９】

【課題を解決するための手段】上記の課題を解決するた
めに、本発明においては、ファイルデータを暗号化／復
号化するデータ処理方法、データ処理プログラムを格納
したコンピュータ読取可能な記憶媒体、およびデータ処
理装置において、入力ファイルをｎバイト（ｎは任意の
整数）のブロック、および前記ブロックのｍブロック
（ｍは任意の整数）から成るグループに分割し、ランダ
ム演算により求めた定数鍵の値に基づき前記各グループ
内の各ブロックの順番を攪乱し、各ブロックデータと所
定のＸＯＲ定数との排他的論理和を取り、得られたデー
タを暗号化ファイルとして出力する暗号化処理を行なう
構成を採用した。

【００１０】あるいはさらに、前記暗号化ファイルのデ
ータと前記ＸＯＲ定数との排他的論理和を取り、続いて
前記定数鍵の値に基づき前記各グループ内の各ブロック
の順番を復元することにより、前記入力ファイルのファ
イルイメージを出力する復号化処理を行なう構成を採用
した。

【００１１】あるいはさらに、前記ＸＯＲ定数が、前記
定数鍵に所定の演算を加えることにより一意に求められ
る定数である構成を採用した。

【００１２】あるいはさらに、前記出力ファイルの先頭
に格納されるヘッダ情報に、少なくとも前記定数鍵、あ
るいはさらに前記ＸＯＲ定数が含まれる構成を採用し
た。

【００１３】あるいはさらに、前記出力ファイルの先頭
に格納されるヘッダ情報に、前記暗号化処理、または復
号化処理の際に照合される認証情報として、ユーザパス
ワード、および、前記暗号化処理を実行したデータ装置
ないしプログラム製品固有のＩＤ番号が含まれる構成を
採用した。

【００１４】あるいはさらに、前記認証情報が前記暗号
化処理により暗号化された上、前記ヘッダ情報に格納さ
れる構成を採用した。

【００１５】あるいはさらに、前記のデータの１グルー
プを構成するブロック数ｍを前記入力ファイルのファイ
ルサイズに基づき決定する構成を採用した。

【００１６】

【発明の実施の形態】以下、図面を参照して本発明の実
施形態を詳細に説明する。

【００１７】本発明が前提とするハードウェア構成は図
２に示すようにＣＰＵ１、ＲＯＭ２、ＲＡＭ３、記憶装
置４、ディスプレイ（ＣＲＴ、ＬＣＤなどによる）５、
キーボード６を有するパーソナルコンピュータやワーク
ステーション、あるいはワードプロセッサ専用機などの
コンピュータシステムあるいはデータ処理装置である。

【００１８】上記のうち、記憶装置４は基本的にはＦＤ
Ｄ、ＨＤＤ、ＭＯ、ＣＤ−ＲＷ、ＤＶＤ−ＲＯＭなどの
読み書き可能な外部記憶デバイスであるものとする。

【００１９】しかし、記憶装置４に格納された暗号化フ
ァイルのデコードのみ行なう場合は、記憶装置４は本発
明による暗号化ファイルが格納されたＣＤ−ＲＯＭなど
の読み出し専用のデバイスであってもよい。あるいは、
後述の暗号化すべき入力ファイルを取り込むためのデバ
イスは、必ずしもディスクファイルである必要はなく、
シリアルポートや音声入出力ポートなどのデバイスファ
イルであってもよい。

【００２０】本発明の暗号化および復号化は、ＣＰＵ１
がＲＯＭ３あるいは記憶装置４に格納された本発明の処
理を記述したプログラムをＲＡＭ３上にロードして実行
することにより行なわれ、記憶装置４に格納されたファ
イルに対して実行される。

【００２１】図１は本実施形態によるファイル暗号化処
理の様子を示している。本実施形態においては、暗号化
されるファイルは、データファイル、実行ファイルなど
のバイナリファイルのいずれでもよい。また、データフ
ァイルの場合、テキストファイル、画像などのバイナリ
データのいずれでもよい。

【００２２】以下、図１を参照して本発明の暗号化処理
の概要を説明する。

【００２３】１）ファイルのブロック／グループへの分
割 ＣＰＵ１は記憶装置４上の入力ファイルをＲＡＭ３上に
読み込んで、図１のように、ｎ（任意の整数）バイトの
ブロックにファイルの先頭から連続して分割し、さらに
これらのブロックをｍ（任意の整数）個から成るグルー
プに分割する。図１中の丸数字はブロックを示してお
り、図示のように図１の例は１ブロック１バイト（ｎ＝
１）、１グループ５ブロック（ｍ＝５）の構成である。

【００２４】本実施形態では、まず、このグループを単
位として一定のパターンでグループ内のブロックの順序
を攪乱することにより暗号化（エンコード）を行なう。

【００２５】また、図１ではブロック長ｎを１バイト、
グループ長ｍを５個として記載してあるが、ｎは小さい
ほど、ｍは大きいほど機密性は良くなる。ランダムに求
める攪乱の鍵はｍの階乗個存在するので、ｍの個数を増
やすことによって攪乱の鍵の数は飛躍的に増やすことが
可能である。

【００２６】ブロック／グループへの分割処理は、ポイ
ンタデータの列を生成することによって行なうか、ある
いは後述の処理をブロック／グループ単位で実行するル
ープを実行することによっても実現でき、この分割処理
のプログラムにおける実装の様式は任意である。

【００２７】２）定数鍵およびＸＯＲ定数の算出 各グループを構成する各ブロックを攪乱／再配置するた
めに、必要な１番からｍ番までのブロックを指定できる
情報を含む定数鍵を乱数演算から求め、更にこの定数鍵
から、後述の排他的論理和演算に用いるＸＯＲ定数を求
める。

【００２８】定数鍵は、ファイルデータの１グループを
構成するｍブロックの並べ変えを行なうのに必要な順位
の情報を含み、所定の演算により抽出できるものであれ
ばデータ形式はどんなものでもよい。たとえば、上のｍ
＝５の例であれば、１〜５の数字を任意の順序でランダ
ム演算により発生させて得た数値データが考えられる。

【００２９】ＸＯＲ定数は、上記の定数鍵に所定の演算
（たとえば単に定数鍵から任意の桁を抽出するだけでも
よい）を加えることにより一意に求められる定数であれ
ばどのようなものであってもよい。このＸＯＲ定数は、
ｎバイトの１ブロックを充分変換処理できるだけのデー
タ幅を有するものとする。

【００３０】ＸＯＲ定数は定数鍵から求めるのではな
く、別の演算により求めるようにしてもよいが、上記の
ように定数鍵から求めたものを用いるようにすれば、定
数鍵のみを保存しておくだけで、復号化の際には所定の
演算を定数鍵に対して行なうことにより暗号化に用いら
れたのと同じＸＯＲ定数を再生し、復号化に用いること
ができる、という利点がある。

【００３１】３）ブロック順序の攪乱 ファイル先頭より各グループごとに分割した個々のブロ
ックを上記の定数鍵により求めた順番でブロック順番を
入れ替えて攪乱を行う。図１ではそれぞれのグループ内
のブロック（１）（２）（３）（４）（５）の順番を
（３）（２）（５）（４）（１）の順番に変えている。
さらに、各ブロック（図１の例ではｎ＝１バイト）のデ
ータと上述のＸＯＲ定数との排他的論理和をとり暗号化
ファイルとして記憶装置４に書き込む。この時必要に応
じて（たとえば元のファイルを全てＲＡＭ３あるいはＯ
Ｓが提供する仮想記憶に読み込めないような場合など）
テンポラリファイルを用いることができる。

【００３２】上記のブロック順序の攪乱はファイル終端
のグループまで同じ手順で繰り返される。そして、最終
部分でグループに満たない部分はブロックの順番は変更
せずに排他的論理和のみを作用させて書き込みを行な
う。

【００３３】４）認証情報の記録 以上がファイルの本体データ部分を暗号化する処理であ
るが、本実施形態ではさらに、順序攪乱および排他的論
理和演算による暗号化に用いた定数鍵（さらに必要であ
れば排他的論理和演算を行なったＸＯＲ定数）をヘッダ
情報などとしてファイルに格納しておく。また、復号化
（デコード）の際に役立てることができるように、いく
つかの認証情報を格納しておく。

【００３４】すなわち、本実施形態では、使用者のパス
ワードも、同じ鍵を用いて同様に暗号化する。すなわ
ち、グループ単位でブロックの順序を変更し、さらにＸ
ＯＲ定数との排他的論理和をとる。また、暗号化すると
きに用いた装置に与えられた固有の番号と、上記の暗号
化で順序攪乱に用いた定数鍵とともにファイルの所定位
置、たとえばファイル先頭のヘッダ位置などに格納す
る。なお、ＸＯＲ定数を別の演算に求めている場合はＸ
ＯＲ定数も保存する必要がある。このような情報をヘッ
ダ情報に書き込む場合は、３）の処理よりも先にヘッダ
情報を処理したほうが効率が良いのはいうまでもない。

【００３５】なお、上記の暗号化するときに用いた装置
に与えられた固有の番号は、本発明を実施した暗号化プ
ログラムの製品番号などでよく、この部分も上述の暗号
化方式（あるいはより簡便なスクランブル処理でもよ
い）により適宜暗号化することができる。

【００３６】上記のように、本実施形態の暗号化処理
は、 ・グループごとにデータブロックの順序攪乱を行なうこ
とによりファイル本体データを暗号化する。

【００３７】・排他的論理和演算によりデータブロック
を暗号化する。 という２つの暗号化処理を行なう点に特徴がある。

【００３８】これらの処理により、テキストファイルは
判読不能となり、実行ファイルは実行不能とすることが
でき、不正なアクセスがあっても当該の入力ファイルを
実際に利用できない暗号化状態に置くことができる。

【００３９】また、上記の順序攪乱と、排他的論理和演
算による暗号化は、データの内容には左右されることな
く、また、暗号化ファイルを肥大化させることがなく、
データ転送先のアドレス決定処理と、通常のＣＰＵに備
えられ各種コンピュータ言語のライブラリ関数などを介
して高速に利用可能な排他的論理和演算処理により実現
することができ、公知の種々の暗号化処理に比して低Ｃ
ＰＵ負荷で高速に実行できる。

【００４０】また、復号化も、ＸＯＲ定数を用いて、排
他的論理和演算（この処理が可逆演算であるのはいうま
でもない）を行ない、続いて定数鍵に基づき順序を復元
すれば良いだけであるため、データの内容には左右され
ることなく、暗号化時と同様に低ＣＰＵ負荷で高速に実
行できる。

【００４１】さらに、本実施形態では、 ・順序攪乱および排他的論理和演算による暗号化に用い
た定数鍵（さらに必要であれば排他的論理和演算を行な
ったＸＯＲ定数） ・ファイルの所定位置（通常ヘッダ部分）に格納された
認証情報、すなわちファイルの本体データと同様に攪乱
して暗号化された使用者のパスワード、および暗号化す
るときに用いた装置あるいはプログラムに与えられた固
有の番号 ・順序攪乱および排他的論理和演算による暗号化を作用
させたファイルの本体データ から成る暗号化ファイルを生成する点に特徴がある。

【００４２】このようなヘッダ情報を格納するようにす
ると、暗号化処理後のファイルはこれらの容量だけ大き
くなるが、上記のようなヘッダ情報は数十バイトで構成
できるので、全体のサイズにはほとんど影響しない。そ
して、復号化のための鍵である定数鍵（あるいはさらに
ＸＯＲ定数）がヘッダ情報としてファイルに含まれるた
め、エンコード前のファイルを削除しても確実にファイ
ルを復元することができ、従来方式のように鍵データを
格納したファイルを管理する必要がなく、ユーザの取り
扱い、管理が容易である、という利点がある。

【００４３】本実施形態の暗号化によれば、ネットワー
ク経由で不正に侵入しファイルをコピーされた場合も本
発明の暗号化方式によりファイルが隠蔽状態におかれて
いる場合は、鍵データ（定数鍵あるいはさらにＸＯＲ定
数）の算出方式あるいは格納形式を突き止めるまではフ
ァイルを復元することはできない。

【００４４】鍵データ（定数鍵あるいはさらにＸＯＲ定
数）をファイルに含めるのは不正アクセスに対する脆弱
性となり得るが、暗号化処理はランダムに求められた定
数鍵（あるいはさらにＸＯＲ定数）によってのみ行なわ
れ、暗号化を再度実行すれば、同じ入力ファイルでもブ
ロックの攪乱手順が毎回変更されるので、定数鍵の算出
方式をつき止めない限りは、実際には解析はかなり困難
であり、不正アクセスに対しては実用上ほぼ問題の無い
堅固さを得ることができる。

【００４５】あるいはさらに、鍵データ（定数鍵あるい
はさらにＸＯＲ定数）自体の格納形式を工夫したり、適
当なスクランブル処理を行なったり、あるいは所定のマ
ジックナンバーとの数値演算を作用させた上ファイルに
含めておき、特定の復号化プログラムだけが鍵データを
解釈、利用できるようにしておけば、実用上はほぼ問題
の無い機密性を得ることができる。

【００４６】また、本実施形態の暗号化はファイルをバ
イナリ処理により扱うため、どのようなファイルの形式
にも対応でき、文書や画像、データベースファイルなど
ファイル種類は関係なく使用することができる。

【００４７】また、元のファイルを削除し、暗号化され
たファイルを元のファイル名と同名で保存すれば、通常
の方法では読み込むまで暗号化されているかどうかは判
別できず、不正コピーされてもデータファイルや実行フ
ァイルとして使用することは不可能となる。ファイルへ
のアクセス権の制限を用いていないファイル共有環境で
あっても、本発明の暗号化処理によりファイルを攪乱し
ておくだけで機密性を保持することを極めて簡便に行う
ことができる。

【００４８】なお、上記実施形態において、ファイルの
ヘッダ情報はユーザパスワード及び暗号化を行なった装
置（あるいは暗号化を行なったプログラム製品）の固有
の番号と２個の認証情報を持っている。これらは暗号化
には直接関与しないが、本発明を実施する暗号化／復号
化プログラムが復号時の認証に利用できるものである。

【００４９】すなわち、本発明を実施する暗号化／復号
化プログラムを、これらの認証情報が一致しない場合は
それ以上の暗号化／復号化処理を実行しないように構成
することができ、不正なファイルアクセスを防止するこ
とができる。

【００５０】したがって、暗号化を行なったのと同じプ
ログラム製品を用いる限りは上記の２つの認証情報を知
らない限りは暗号化／復号化処理を行なうことはできな
い。

【００５１】図３に本発明を実施したプログラム製品の
暗号化および復号化処理の一例を示す。

【００５２】図３のプログラムは、たとえばパソコン／
ワークステーションなどのＯＳ上でＣＰＵ１が実行可能
なプログラムとして、フロッピー（登録商標）ディス
ク、ＣＤ−ＲＯＭなどの任意の記憶媒体に格納して供給
することができる。以下、このプログラムに基いてＣＰ
Ｕ１が実行する処理の流れを説明する。

【００５３】図３のステップＳ１では、ライセンス情報
を取得する。このライセンス情報は、パソコン固有のＩ
Ｄ番号（あるいは製品のＩＤ番号）、ユーザ名から成る
ものとし、プログラム製品のインストール時などにその
プログラム製品固有のデータファイルとして、あるいは
ＯＳの設定ファイル中などに自動的に格納される。

【００５４】ユーザ名の情報、あるいはパソコン固有の
ＩＤ番号（あるいは製品のＩＤ番号）ファイルはユーザ
操作に応じて生成されるものとする。ステップＳ１では
このようなライセンス情報を格納したファイルの有無を
判断し、このファイルにアクセスできない場合には処理
を終了する。

【００５５】ステップＳ２では、ステップＳ１で存在を
確認したファイルからパソコン固有のＩＤ番号（あるい
は製品のＩＤ番号）、ユーザ名の情報を取得する。

【００５６】ステップＳ３では、メニュー表示やダイア
ログ表示などを行ない、ユーザに対して暗号化すべきフ
ァイル（指定ファイル）およびパスワードの入力を求め
る。図３の処理では、ステップＳ３で入力されたパスワ
ードは、後述の暗号化処理のヘッダ情報の生成の際に認
証情報として用いられる。

【００５７】なお、図３の処理では、パソコン固有のＩ
Ｄ番号（あるいは製品のＩＤ番号）の方は、ユーザ入力
を求めずステップＳ１で存在を確認したライセンス情報
ファイルに格納されているものを用いるが、もちろん、
ステップＳ３の段階でこのＩＤ番号の入力を求め、それ
がライセンス情報として格納されたＩＤ番号と照合して
一致しなかった場合にはそれ以上の処理を中止するよう
にしてもよい。

【００５８】ステップＳ４では、指定されたターゲット
のファイル属性をＲＡＭ４の所定領域に保存し、指定フ
ァイルの属性を書き込み可能な通常属性に変更するとと
もに、ファイルサイズを取得する。

【００５９】続いて、ステップＳ５において、指定ファ
イルが既に本発明の暗号化処理により隠蔽されているか
どうかを判断する。この判断は、ヘッダ情報に含めた固
定文字列などの識別情報から得ることができる。

【００６０】指定ファイルが既に本発明の暗号化処理に
より隠蔽されているものであればステップＳ１４へ、そ
うでなければステップＳ７、すなわち指定ファイルを暗
号化する処理に移行する。

【００６１】暗号化処理の場合、まずステップＳ７にお
いて、攪乱順序を指定する定数鍵を乱数演算により求め
る。また、得られた定数鍵からＸＯＲ定数を算出する。
さらに定数鍵は（ＸＯＲ定数が別に格納される場合はそ
れも）、適当な方式によりスクランブルし、エンコード
することができる。

【００６２】ステップＳ８では、ユーザパスワード、お
よびパソコン固有のＩＤ番号（あるいは製品のＩＤ番
号）を上述の方法により暗号化する。

【００６３】この時の手順は、上述の通りまずブロック
順序の攪乱を行ない、続いてＸＯＲ定数による排他的論
理和演算を行なうことにより、ユーザパスワード、およ
びパソコン固有のＩＤ番号（あるいは製品のＩＤ番号）
を暗号化する。このようにヘッダ内の認証情報も暗号化
しておくことによって、より堅固なファイル内容の保護
を行なえる。

【００６４】あるいはさらに、上記のパスワードやＩＤ
番号の部分は元々の文字列長が短いので、解読を難しく
するために本発明のブロック順序の攪乱とＸＯＲ定数に
よる排他的論理和演算の前に、順序攪乱したＡＳＣＩＩ
文字コードテーブルなどによりテーブル演算を行なうな
どの方法によりあらかじめエンコードを行なうようにし
てもよい。

【００６５】ステップＳ９では、固定文字列の識別情
報、定数鍵（あるいはさらにＸＯＲ定数）、上記の演算
により得られたエンコードされたパスワード、ＩＤ番
号、などからなるヘッダ情報を記録する。

【００６６】ステップＳ１０では、ファイルサイズから
暗号化の際に１グループを構成するブロックサイズｍ
（前述の１グループを構成するブロック数ｍと同じ）を
決定する。この処理は指定ファイルの全体のサイズに応
じて動的に暗号化の際のブロックサイズｍを決定するも
のである。たとえば、１〜数１０ｋｂに相当する定数値
でファイルサイズを除した値をブロックサイズとする処
理が考えられる。この場合、１〜数１０ｋｂに相当する
定数値以下のファイルのブロックサイズは１バイトとな
り、以後、指定ファイルが大きくなればこの定数値ごと
にブロック数が増加することになる。

【００６７】このように、動的に暗号化の際のブロック
サイズｍを決定することにより、指定ファイルのサイズ
が大きくなっても暗号化および復号化の処理時間を短縮
することができる。ただし、ブロックサイズｍが大きく
なりすぎるのは危険であるので、適合な上限（たとえば
１〜数キロバイト）以上にブロックサイズｍが大きくな
らないように制限するとよい。もちろん、復号化処理に
おいては、暗号化ファイルのサイズからブロックサイズ
ｍを求められるのはいうまでもない。

【００６８】ステップＳ１１、Ｓ１２ではステップＳ７
で求めた定数鍵に基づく攪乱順序で指定ファイルの本体
データを分解、再構成してファイルに書き込む。この時
の手順は、上述した通り、まずブロック順序の攪乱を行
ない、続いてＸＯＲ定数による排他的論理和演算を行な
う。

【００６９】ステップＳ１３では、指定ファイルの属性
をリードオンリ属性に設定する。あるいは、エンコード
後のファイル属性は元のファイル属性と同じであっても
よいが、ユーザが不用意にエンコード済みのファイルを
編集したりするとそのファイルは復元不能となってしま
うので、エンコード後のファイル属性はリードオンリ属
性であるのが望ましい。

【００７０】以上のようにして暗号化処理を行なうこと
ができる。

【００７１】一方、ステップＳ６で指定ファイルが隠蔽
ファイル（本発明により暗号化済みのファイル）である
ことが判明した場合には、ステップＳ１４において、フ
ァイルの先頭に格納されているヘッダ情報を読み出す。

【００７２】続いてステップＳ１５において、ステップ
Ｓ１０と同様にファイルサイズから復号化の単位のブロ
ックサイズｍを決定する。暗号化の時と同じアルゴリズ
ムを用いれば、暗号化の際に用いられたのと同じブロッ
クサイズｍを求めることができる。

【００７３】ステップＳ１６、Ｓ１７では、ステップＳ
１４で読み出したヘッダ情報からユーザパスワード、お
よびパソコン固有のＩＤ番号（あるいは製品のＩＤ番
号）を取り出し、それぞれ復号化（デコード）する。こ
の復号化は、まずステップＳ１４で読み出したヘッダ情
報中のＸＯＲ定数による排他的論理和演算を行ない、続
いて同ヘッダ情報中の定数鍵の情報に基づき攪乱された
ブロック順序を復元することにより行なわれる。ステッ
プＳ８で前述した通り、順序攪乱したＡＳＣＩＩ文字コ
ードテーブルなどによりテーブル演算を行なっている場
合はその処理も行なう。

【００７４】ステップＳ１８、Ｓ１９では、ステップＳ
３で得たユーザパスワード、およびパソコン固有のＩＤ
番号（あるいは製品のＩＤ番号）と、ステップＳ１６、
Ｓ１７でデコードしたユーザパスワード、およびパソコ
ン固有のＩＤ番号（あるいは製品のＩＤ番号）とを照合
する。ステップＳ１８においては、パソコン固有のＩＤ
番号（あるいは製品のＩＤ番号）が一致しない場合はス
テップＳ２１においてファイル属性を元に戻して終了す
る。ステップＳ１９でパスワードが一致しない場合は、
直ちに処理を終了させてもよいが、５回程度までは再試
行を許容するのが望ましい。

【００７５】ステップＳ２０では、ファイルの本体デー
タを復号化（デコード）する。復号化は、まずステップ
Ｓ１４で読み出したＸＯＲ定数による排他的論理和演算
を行ない、続いて同ヘッダ情報中の定数鍵の情報に基づ
き攪乱されたブロック順序を復元することにより行なわ
れる。

【００７６】そして、ステップＳ２２で、デコードされ
たファイルを記憶装置４に格納し、ステップＳ２３でフ
ァイル属性をアーカイブ属性に設定し、復号処理を終了
する。

【００７７】本発明の暗号化および復号化プログラムは
以上のように実装することができる。

【００７８】以上に示したように、パスワード、及びパ
ソコン固有のＩＤ番号（あるいは製品のＩＤ番号）のよ
うな複数の鍵を持つことにより、解読するにも時間を要
し、また、鍵データ（定数鍵あるいはさらにＸＯＲ定
数）が暗号化ごとに毎回変更されるため、パスワード自
体も同様に暗号化しておけばその解読も困難である。

【００７９】ファイルを媒体や通信で転送する場合は、
あらかじめユーザパスワード、および暗号化を行なった
装置（あるいは暗号化を行なったプログラム製品）の固
有の番号の２つの鍵を別々に送付することにより通常の
場合と同様に復元することが可能であり、送付途中での
紛失や盗難の場合もその機密性は保持される。

【００８０】また、ファイルのヘッダ情報に格納される
パソコンあるいはプログラム固有の番号は不変であるた
め、この番号を管理することにより、パスワード紛失の
サポート等の際にはファイルの所有者であるかどうかの
確認が容易で、不正に入手したファイルの判定も可能と
なる。

【００８１】また、図３の手順によれば、ファイルサイ
ズに基づき動的に暗号化における順序攪乱の際のブロッ
クサイズを決定しているので、ファイルサイズに応じた
適切なブロックサイズを決定することができ、処理時間
を無闇に延長する問題を回避できる。

【００８２】本発明の暗号化および復号化は、パーソナ
ルコンピュータやワークステーション、あるいはワード
プロセッサ専用機などのコンピュータシステムあるいは
データ処理装置において実施することができる。また、
本発明のプログラムは、ＣＰＵが実行可能なプログラム
として、フロッピーディスク、ＣＤ−ＲＯＭなどの任意
の記憶媒体に格納して供給することができる。

【００８３】

【発明の効果】以上から明らかなように、本発明によれ
ば、ファイルデータを暗号化／復号化するデータ処理方
法、データ処理プログラムを格納したコンピュータ読取
可能な記憶媒体、およびデータ処理装置において、入力
ファイルをｎバイト（ｎは任意の整数）のブロック、お
よび前記ブロックのｍブロック（ｍは任意の整数）から
成るグループに分割し、ランダム演算により求めた定数
鍵の値に基づき前記各グループ内の各ブロックの順番を
攪乱し、各ブロックデータと所定のＸＯＲ定数との排他
的論理和を取り、得られたデータを暗号化ファイルとし
て出力する暗号化処理を行なう構成を採用することによ
り、入力ファイルを実際に利用できない暗号化状態に置
き、ファイルデータの機密性を確実に保護することがで
き、しかも、上記の順序攪乱と、排他的論理和演算によ
る暗号化は、データの内容には左右されることなく、ま
た、暗号化ファイルを肥大化させることがなく、データ
転送先のアドレス決定処理と、通常のＣＰＵに備えられ
各種コンピュータ言語のライブラリ関数などを介して高
速に利用可能な排他的論理和演算処理により実現するこ
とができ、公知の種々の暗号化処理に比して低ＣＰＵ負
荷で高速に実行できる、という優れた効果がある。

【００８４】あるいはさらに、前記暗号化ファイルのデ
ータと前記ＸＯＲ定数との排他的論理和を取り、続いて
前記定数鍵の値に基づき前記各グループ内の各ブロック
の順番を復元することにより、前記入力ファイルのファ
イルイメージを出力する復号化処理を行なう構成を採用
することにより、暗号化と同様、攪乱順序の復元と、排
他的論理和演算によるデータ転送先のアドレス決定処理
と、通常のＣＰＵに備えられ各種コンピュータ言語のラ
イブラリ関数などを介して高速に利用可能な排他的論理
和演算処理により復号化を実現することができ、公知の
種々の復号化処理に比して低ＣＰＵ負荷で高速に実行で
きる、という優れた効果がある。

【００８５】あるいはさらに、前記ＸＯＲ定数が、前記
定数鍵に所定の演算を加えることにより一意に求められ
る定数である構成を採用することにより、復号化の際に
は所定の演算を定数鍵に対して行なうことにより暗号化
に用いられたのと同じＸＯＲ定数を再生し、復号化に用
いることができ、ＸＯＲ定数のための記憶スペースを節
約できる、という優れた効果がある。

【００８６】あるいはさらに、前記出力ファイルの先頭
に格納されるヘッダ情報に、少なくとも前記定数鍵、あ
るいはさらに前記ＸＯＲ定数が含まれる構成を採用する
ことにより、エンコード前のファイルを削除しても確実
にファイルを復元することができ、従来方式のように鍵
データを格納したファイルを管理する必要がなく、ユー
ザの取り扱い、管理が容易である、という優れた効果が
ある。

【００８７】あるいはさらに、前記出力ファイルの先頭
に格納されるヘッダ情報に、前記暗号化処理、または復
号化処理の際に照合される認証情報として、ユーザパス
ワード、および、前記暗号化処理を実行したデータ装置
ないしプログラム製品固有のＩＤ番号が含まれる構成を
採用することにより、たとえばこれら認証情報をユーザ
入力と照合することにより、それ以上の暗号化処理、ま
たは復号化処理を許容／禁止するように制御することが
でき、不正なファイルアクセスを防止することができ、
さらに、データ装置ないしプログラム製品固有のＩＤ番
号によって当該ファイルの正当な所有者を特定できる、
という優れた効果がある。

【００８８】あるいはさらに、前記認証情報が前記暗号
化処理により暗号化された上、前記ヘッダ情報に格納さ
れる構成を採用することにより、より堅固なファイル内
容の保護を行なえる、という優れた効果がある。

【００８９】あるいはさらに、前記のデータの１グルー
プを構成するブロック数ｍを前記入力ファイルのファイ
ルサイズに基づき決定する構成を採用することにより、
動的に暗号化の際のブロックサイズｍを決定することに
より、指定ファイルのサイズが大きくなっても暗号化お
よび復号化の処理時間を短縮できる、という優れた効果
がある。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の暗号化方式の基本を示した説明図であ
る。

【図２】本発明の暗号化方式を実施可能なハードウェア
構成を示したブロック図である。

【図３】本発明を実施したプログラム製品のエンコード
およびデコード処理を示したフローチャート図である。

【符号の説明】

１ ＣＰＵ ２ ＲＯＭ ３ ＲＡＭ ４ 記憶装置 ５ ディスプレイ ６ キーボード

Claims (9)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 ファイルデータを暗号化／復号化するデ
   ータ処理方法において、 入力ファイルをｎバイト（ｎは任意の整数）のブロッ
   ク、および前記ブロックのｍブロック（ｍは任意の整
   数）から成るグループに分割し、 ランダム演算により求めた定数鍵の値に基づき前記各グ
   ループ内の各ブロックの順番を攪乱し、 各ブロックデータと所定のＸＯＲ定数との排他的論理和
   を取り、得られたデータを暗号化ファイルとして出力す
   る暗号化処理を行なう制御工程を有することを特徴とす
   るデータ処理方法。
2. 【請求項２】 前記制御工程により、前記暗号化ファイ
   ルのデータと前記ＸＯＲ定数との排他的論理和を取り、
   続いて前記定数鍵の値に基づき前記各グループ内の各ブ
   ロックの順番を復元することにより、前記入力ファイル
   のファイルイメージを出力する復号化処理を行なうこと
   を特徴とする請求項１に記載のデータ処理方法。
3. 【請求項３】 前記ＸＯＲ定数が、前記定数鍵に所定の
   演算を加えることにより一意に求められる定数であるこ
   とを特徴とする請求項１に記載のデータ処理方法。
4. 【請求項４】 前記出力ファイルの先頭に格納されるヘ
   ッダ情報に、少なくとも前記定数鍵、あるいはさらに前
   記ＸＯＲ定数が含まれることを特徴とする請求項２また
   は請求項３に記載のデータ処理方法。
5. 【請求項５】 前記出力ファイルの先頭に格納されるヘ
   ッダ情報に、前記暗号化処理、または復号化処理の際に
   照合される認証情報として、ユーザパスワード、およ
   び、前記暗号化処理を実行したデータ装置ないしプログ
   ラム製品固有のＩＤ番号が含まれることを特徴とする請
   求項４に記載のデータ処理方法。
6. 【請求項６】 前記認証情報が前記暗号化処理により暗
   号化された上、前記ヘッダ情報に格納されることを特徴
   とする請求項５に記載のデータ処理方法。
7. 【請求項７】 前記のデータの１グループを構成するブ
   ロック数ｍを前記入力ファイルのファイルサイズに基づ
   き決定することを特徴とする請求項１に記載のデータ処
   理方法。
8. 【請求項８】 ファイルデータを暗号化／復号化するデ
   ータ処理プログラムを格納したコンピュータ読取可能な
   記憶媒体において、 入力ファイルをｎバイト（ｎは任意の整数）のブロッ
   ク、および前記ブロックのｍブロック（ｍは任意の整
   数）から成るグループに分割し、 ランダム演算により求めた定数鍵の値に基づき前記各グ
   ループ内の各ブロックの順番を攪乱し、 各ブロックデータと所定のＸＯＲ定数との排他的論理和
   を取り、得られたデータを暗号化ファイルとして出力す
   る暗号化処理を行なう制御工程を格納したことを特徴と
   するデータ処理プログラムを格納したコンピュータ読取
   可能な記憶媒体。
9. 【請求項９】 ファイルデータを暗号化／復号化するデ
   ータ処理装置において、 入力ファイルをｎバイト（ｎは任意の整数）のブロッ
   ク、および前記ブロックのｍブロック（ｍは任意の整
   数）から成るグループに分割し、 ランダム演算により求めた定数鍵の値に基づき前記各グ
   ループ内の各ブロックの順番を攪乱し、 各ブロックデータと所定のＸＯＲ定数との排他的論理和
   を取り、得られたデータを暗号化ファイルとして出力す
   る暗号化処理を行なう制御手段を有することを特徴とす
   るデータ処理装置。