JP2001308847A - 暗号鍵使用方法 - Google Patents
暗号鍵使用方法Info
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- JP2001308847A JP2001308847A JP2000163697A JP2000163697A JP2001308847A JP 2001308847 A JP2001308847 A JP 2001308847A JP 2000163697 A JP2000163697 A JP 2000163697A JP 2000163697 A JP2000163697 A JP 2000163697A JP 2001308847 A JP2001308847 A JP 2001308847A
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- initial value
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Abstract
(57)【要約】
【目的】 カオスストリーム暗号の暗号鍵は初期値ｘ
（０）、２進小数５２ビットである。τ回写像を繰り返
した内部状態ｘ（τ）を初期値とした擬似乱数とｘ
（０）を初期値とした擬似乱数との逐次排他的論理和も
また新たな擬似乱数である。 【構成】 ３２ビットＣＰＵを用いた倍精度演算を前
提としたとき、ロジスティック写像の初期値ｘ（０）は
２５２＝４．０９×１０１５通りである。それだけの暗
号鍵を用意できる。さらに、τ回写像したｘ（τ）を初
期値とする擬似乱数は、ｘ（０）を初期値とする擬似乱
数に含まれるが、両者の逐次排他的論理和演算を実行し
た結果は新たな擬似乱数となっていて、カオスストリー
ム暗号に有用である。
（０）、２進小数５２ビットである。τ回写像を繰り返
した内部状態ｘ（τ）を初期値とした擬似乱数とｘ
（０）を初期値とした擬似乱数との逐次排他的論理和も
また新たな擬似乱数である。 【構成】 ３２ビットＣＰＵを用いた倍精度演算を前
提としたとき、ロジスティック写像の初期値ｘ（０）は
２５２＝４．０９×１０１５通りである。それだけの暗
号鍵を用意できる。さらに、τ回写像したｘ（τ）を初
期値とする擬似乱数は、ｘ（０）を初期値とする擬似乱
数に含まれるが、両者の逐次排他的論理和演算を実行し
た結果は新たな擬似乱数となっていて、カオスストリー
ム暗号に有用である。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】工業化した情報通信社会において
公平性や公正さを保証する社会システムが必要とされ
る。ＣＰＵを通して情報があらわには見えない工夫が求
められる。そのために暗号を利用するが、情報量が膨張
したり、システムが複雑になって合理性を失ってはいけ
ない。
公平性や公正さを保証する社会システムが必要とされ
る。ＣＰＵを通して情報があらわには見えない工夫が求
められる。そのために暗号を利用するが、情報量が膨張
したり、システムが複雑になって合理性を失ってはいけ
ない。
【０００２】
【従来の技術】２進小数５２ビットの浮動小数点演算精
度を維持してロジスティックマップｘ（ｔ＋１）＝４ｘ
（ｔ）｛１−ｘ（ｔ）｝とフィードバックｘ（ｔ）＝ｘ
（ｔ＋１）を計算して、同相変換量子化Ｙ（ｔ）＝［２
／π・ａｒｃｓｉｎ（ｘ（ｔ）１／２）・２ｎ］（ｎ＝
１、［］は小数点以下を切り捨てる）したタイムシリー
ズが、良質の擬似乱数列を生成することは知られてい
る。擬似乱数列は初期値ｘ（０）に固有である。排他的
論理和演算と組み合わせて、初期値を暗号鍵とするカオ
スストリーム暗号は情報量を拡張しない、１対１の暗号
である。
度を維持してロジスティックマップｘ（ｔ＋１）＝４ｘ
（ｔ）｛１−ｘ（ｔ）｝とフィードバックｘ（ｔ）＝ｘ
（ｔ＋１）を計算して、同相変換量子化Ｙ（ｔ）＝［２
／π・ａｒｃｓｉｎ（ｘ（ｔ）１／２）・２ｎ］（ｎ＝
１、［］は小数点以下を切り捨てる）したタイムシリー
ズが、良質の擬似乱数列を生成することは知られてい
る。擬似乱数列は初期値ｘ（０）に固有である。排他的
論理和演算と組み合わせて、初期値を暗号鍵とするカオ
スストリーム暗号は情報量を拡張しない、１対１の暗号
である。
【０００３】一方、同相変換量子化（例えばｎ＝８、τ
＝４）したタイムシリーズにおける量子の縮退を利用し
たカオスブロック暗号も知られている。暗号コードの通
信において、通信プロトコルの制約を強く受ける場合に
はブロック暗号を採用する方がよい。本案はストリーム
暗号方式に関する。従って、カオスブロック暗号の詳細
にはふれない。
＝４）したタイムシリーズにおける量子の縮退を利用し
たカオスブロック暗号も知られている。暗号コードの通
信において、通信プロトコルの制約を強く受ける場合に
はブロック暗号を採用する方がよい。本案はストリーム
暗号方式に関する。従って、カオスブロック暗号の詳細
にはふれない。
【０００４】
【発明が解決しようとする課題】暗号化復元システムが
社会的に合理的なシステムであるかどうかは、暗号鍵の
簡単な管理にある。暗号が安全に利用されるためには、
原理的に発行可能な暗号鍵の多さが必要条件である。カ
オスストリーム暗号で原理的に発行できる暗号鍵の種類
は２５２＝４．５０×１０１５通りである。カオスブロ
ック暗号（ｎ＝８、τ＝４）では１６！＝２．０９×１
０１３通りもある。原理的な種類の数の他にいろいろな
工夫した暗号鍵とその使用方法を考えることができる。
社会的に合理的なシステムであるかどうかは、暗号鍵の
簡単な管理にある。暗号が安全に利用されるためには、
原理的に発行可能な暗号鍵の多さが必要条件である。カ
オスストリーム暗号で原理的に発行できる暗号鍵の種類
は２５２＝４．５０×１０１５通りである。カオスブロ
ック暗号（ｎ＝８、τ＝４）では１６！＝２．０９×１
０１３通りもある。原理的な種類の数の他にいろいろな
工夫した暗号鍵とその使用方法を考えることができる。
【０００５】カオスストリーム暗号の場合、２５２通り
のうちの１つの２進小数５２ビットを初期値ｘ（０）、
すなわち暗号鍵として選んだとき、その値を言い当てる
ことは難しい。だからといって、いくつもの２進小数５
２ビットを勝手に使えるようにシステムを作ると、暗号
鍵の管理が膨大となりシステムの合理性は失われてしま
う。
のうちの１つの２進小数５２ビットを初期値ｘ（０）、
すなわち暗号鍵として選んだとき、その値を言い当てる
ことは難しい。だからといって、いくつもの２進小数５
２ビットを勝手に使えるようにシステムを作ると、暗号
鍵の管理が膨大となりシステムの合理性は失われてしま
う。
【０００６】
【課題を解決するための手段】排他的論理和演算はディ
ジタルコンピュータにあっては高速で基本的な論理演算
の１つである。システムにおいて排他的論理和演算を繰
り返し活用してよい。
ジタルコンピュータにあっては高速で基本的な論理演算
の１つである。システムにおいて排他的論理和演算を繰
り返し活用してよい。
【０００７】ある初期値ｘ（０）を与え、生成される擬
似乱数列をＰＮ１としよう。ｘ（０）からτ回写像した
ｘ（τ）を初期値とした擬似乱数列をＰＮ２としよう。
ＰＮ１とＰＮ２の逐次排他的論理和演算を行って得られ
る数列ＰＮ３もまた擬似乱数列である。ＰＮ１とＰＮ２
は、τビットシフトすれば重なり合う数列であるが、シ
フトしないで排他的論理和演算を実行するとＰＮ１とも
ＰＮ２とも重なり合わない新たな擬似乱数列ＰＮ３が得
られる。
似乱数列をＰＮ１としよう。ｘ（０）からτ回写像した
ｘ（τ）を初期値とした擬似乱数列をＰＮ２としよう。
ＰＮ１とＰＮ２の逐次排他的論理和演算を行って得られ
る数列ＰＮ３もまた擬似乱数列である。ＰＮ１とＰＮ２
は、τビットシフトすれば重なり合う数列であるが、シ
フトしないで排他的論理和演算を実行するとＰＮ１とも
ＰＮ２とも重なり合わない新たな擬似乱数列ＰＮ３が得
られる。
【０００８】ＰＮ１、ＰＮ２、ＰＮ３等がいずれも良質
の擬似乱数列であることは、０１０、０１１０、０１１
１０、・・・及び１０１、１００１、１０００１、・・
・の分布を調べてみるとよい。いずれも数列総数の１／
８、１／１６、１／３２、・・・となっている。これは
確率分布であることを意味している。
の擬似乱数列であることは、０１０、０１１０、０１１
１０、・・・及び１０１、１００１、１０００１、・・
・の分布を調べてみるとよい。いずれも数列総数の１／
８、１／１６、１／３２、・・・となっている。これは
確率分布であることを意味している。
【０００９】
【作用】第１の擬似乱数列ＰＮ１と暗号化すべき文書の
バイナリコードとの排他的論理和演算結果が第１の暗号
コードである。排他的論理和演算の性質から、第１の暗
号コードと第１の擬似乱数列ＰＮ１との排他的論理和演
算を実行すると原文が復元されることは言うに及ばな
い。原文の情報量と暗号コードの情報量は同じである。
第１の擬似乱数列ＰＮ１の長さと原文バイナリコードの
長さは同じである。
バイナリコードとの排他的論理和演算結果が第１の暗号
コードである。排他的論理和演算の性質から、第１の暗
号コードと第１の擬似乱数列ＰＮ１との排他的論理和演
算を実行すると原文が復元されることは言うに及ばな
い。原文の情報量と暗号コードの情報量は同じである。
第１の擬似乱数列ＰＮ１の長さと原文バイナリコードの
長さは同じである。
【００１０】第２の擬似乱数列ＰＮ２と暗号化すべき文
書のバイナリコードとの排他的論理和演算の結果が第２
の暗号コードである。第２の暗号コードが第１の暗号コ
ードと異なり、互いに重なり合うことはない。第３の擬
似乱数列ＰＮ３についても同様である。
書のバイナリコードとの排他的論理和演算の結果が第２
の暗号コードである。第２の暗号コードが第１の暗号コ
ードと異なり、互いに重なり合うことはない。第３の擬
似乱数列ＰＮ３についても同様である。
【００１１】互いに重なり合わない暗号コードを生成す
るにもかかわらず、擬似乱数列ＰＮ１、ＰＮ２、ＰＮ３
は同一の初期値ｘ（０）から、写像と論理演算だけで容
易にいつでも、どこででも再現可能である。３つの初期
値から独立にＰＮ１、ＰＮ２、ＰＮ３を得るよりも、１
つの初期値からＰＮ１、ＰＮ２、ＰＮ３を生成する方
が、初期値の管理は簡単で紛らわしくない。
るにもかかわらず、擬似乱数列ＰＮ１、ＰＮ２、ＰＮ３
は同一の初期値ｘ（０）から、写像と論理演算だけで容
易にいつでも、どこででも再現可能である。３つの初期
値から独立にＰＮ１、ＰＮ２、ＰＮ３を得るよりも、１
つの初期値からＰＮ１、ＰＮ２、ＰＮ３を生成する方
が、初期値の管理は簡単で紛らわしくない。
【００１２】
【実施例】図１は２台のコンピュータ１、３を通信回線
５で接続した、カオスストリーム暗号の通信回線を介し
たループテストを行うためのシステムの概念図である。
１はマスタＰＣである。マスタＰＣはキーボード２から
原文６を入力でき、あるいは外部から原文６を受け取っ
てもよい。入力された原文６はマスタＰＣ１に与えられ
た初期値ｘ（０）を第１の暗号鍵とし、生成された第１
の擬似乱数列ＰＮ１との逐次排他的論理和演算により第
１の暗号コードファイル７を得る。ファイル７は直ちに
通信回線を介してスレブＰＣ３に送られる。
５で接続した、カオスストリーム暗号の通信回線を介し
たループテストを行うためのシステムの概念図である。
１はマスタＰＣである。マスタＰＣはキーボード２から
原文６を入力でき、あるいは外部から原文６を受け取っ
てもよい。入力された原文６はマスタＰＣ１に与えられ
た初期値ｘ（０）を第１の暗号鍵とし、生成された第１
の擬似乱数列ＰＮ１との逐次排他的論理和演算により第
１の暗号コードファイル７を得る。ファイル７は直ちに
通信回線を介してスレブＰＣ３に送られる。
【００１３】原文６と第１の暗号コード７は第１の暗号
コードをスレブＰＣ３に転送した後、直ちに消去される
が、ループテストを行うときには完全な復元を確認する
ために保存される。
コードをスレブＰＣ３に転送した後、直ちに消去される
が、ループテストを行うときには完全な復元を確認する
ために保存される。
【００１４】スレブＰＣ３はｘ（τ）を初期値とする第
２の擬似乱数列ＰＮ２を用いて第１の暗号コード７がス
トリーム暗号化され第２の暗号コードを生成し、通信回
線５を介してマスタＰＣのメモリ８に保存される。２回
暗号化した情報８を保存するときには、バックアップが
とられバックアップと８との間で排他的論理和演算が常
時繰り返され、オールゼロを確認することにより改竄防
止がはかられる。
２の擬似乱数列ＰＮ２を用いて第１の暗号コード７がス
トリーム暗号化され第２の暗号コードを生成し、通信回
線５を介してマスタＰＣのメモリ８に保存される。２回
暗号化した情報８を保存するときには、バックアップが
とられバックアップと８との間で排他的論理和演算が常
時繰り返され、オールゼロを確認することにより改竄防
止がはかられる。
【００１５】通信回線５を切断してスレブＰＣ３を持ち
去ると、保存されている第２の暗号コードファイル８を
復元することはできない。復元するためには、スレブＰ
Ｃ３を接続し、初期値ｘ（τ）からの第２の擬似乱数列
をＰＮ２を生成しながら第２の暗号コード８のバイナリ
コードとの排他的論理和演算を実行し、通信回線５を通
して第１の暗号コード７を再生しなければならない。
去ると、保存されている第２の暗号コードファイル８を
復元することはできない。復元するためには、スレブＰ
Ｃ３を接続し、初期値ｘ（τ）からの第２の擬似乱数列
をＰＮ２を生成しながら第２の暗号コード８のバイナリ
コードとの排他的論理和演算を実行し、通信回線５を通
して第１の暗号コード７を再生しなければならない。
【００１６】いったん第１の暗号コードファイル７が再
生されると、ホストＰＣ１は自分の初期値ｘ（０）を用
いて第１の擬似乱数列ＰＮ１を生成しながら排他的論理
和演算を実行することにより原文６を復元する。原文６
から出発し、原文６を復元し、対応するすべてのビット
が一致することを確認してループテストを終了する。
生されると、ホストＰＣ１は自分の初期値ｘ（０）を用
いて第１の擬似乱数列ＰＮ１を生成しながら排他的論理
和演算を実行することにより原文６を復元する。原文６
から出発し、原文６を復元し、対応するすべてのビット
が一致することを確認してループテストを終了する。
【００１７】スレブＰＣ３はスレブであるが、整数τを
キーボード４から自由に決定できる。マスタＰＣ１はそ
のことを知る必要がない。図１の実施例は、ファイアウ
ォールに守られたコンピュータネットワークの基本構成
を示した。排他的論理和演算の多様性を利用して様々な
構成が可能となる。例えば、擬似乱数列ＰＮ１とＰＮ２
との排他的論理和演算を行って第３の擬似乱数列ＰＮ３
を生成できるようにしておけば、第２の暗号コード８か
ら１回の排他的論理和演算で原文６が得られる。
キーボード４から自由に決定できる。マスタＰＣ１はそ
のことを知る必要がない。図１の実施例は、ファイアウ
ォールに守られたコンピュータネットワークの基本構成
を示した。排他的論理和演算の多様性を利用して様々な
構成が可能となる。例えば、擬似乱数列ＰＮ１とＰＮ２
との排他的論理和演算を行って第３の擬似乱数列ＰＮ３
を生成できるようにしておけば、第２の暗号コード８か
ら１回の排他的論理和演算で原文６が得られる。
【００１８】図１本案実施例の特長は、通信回線５を流
れる情報は暗号化された暗号コードのみで、原文の生の
データが通信回線を通ることはない。また、コンピュー
タ間の約束事として暗号鍵が決められているため、暗号
鍵が通信回線を通って送られるということもない。
れる情報は暗号化された暗号コードのみで、原文の生の
データが通信回線を通ることはない。また、コンピュー
タ間の約束事として暗号鍵が決められているため、暗号
鍵が通信回線を通って送られるということもない。
【００１９】
【発明の効果】コンピュータ間の簡単な約束事と、ロジ
スティックマップの２進小数５２ビットの計算と、排他
的論理和演算の繰り返しにより、通信回線を介したカオ
スストリーム暗号の要素技術が確立された。これらをネ
ットワークに活用することにより、安全で高速なネット
ワークが構築できる。演算は高速であり、システムのボ
トルネックは通信部分にある。
スティックマップの２進小数５２ビットの計算と、排他
的論理和演算の繰り返しにより、通信回線を介したカオ
スストリーム暗号の要素技術が確立された。これらをネ
ットワークに活用することにより、安全で高速なネット
ワークが構築できる。演算は高速であり、システムのボ
トルネックは通信部分にある。
【図１】暗号化復元通信システムの概念図である。
１ マスタＰＣ ２ マスタＰＣキーボード ３ スレブＰＣ ４ スレブＰＣキーボード ５ 通信回線 ６ 原文ファイル ７ 第１の暗号コードファイル ８ 第２の暗号コードファイル
フロントページの続き (72)発明者 福家 真一 神奈川県横浜市鶴見区鶴見中央３丁目10番 32号 株式会社京浜コーポレーション内 Ｆターム(参考） 5J104 AA01 AA18 JA05 JA20 NA04 NA19
Claims (1)
- 【請求項１】 ２進小数５２ビットの初期値ｘ（０）、
（０は離散時間ｔ＝０を意味する）、を第１の暗号鍵と
しｘ（０）からロジスティックマップと同相変換量子化
（量子化分解能ｎ＝１）を計算した第１の擬似乱数列と
暗号化すべき文書等のバイナリコードとの逐次排他的論
理和演算を利用して第１の暗号コードを得るカオススト
リーム暗号において、ｘ（０）からτ（正の整数）ステ
ップ写像を繰り返したｘ（τ）を第２の暗号鍵とした第
２の擬似乱数列と第１の暗号コードとの逐次排他的論理
和演算を行い第２の暗号コードを生成したことを特長と
するカオスストリーム暗号の暗号鍵の使用方法。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2000163697A JP2001308847A (ja) | 2000-04-25 | 2000-04-25 | 暗号鍵使用方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2000163697A JP2001308847A (ja) | 2000-04-25 | 2000-04-25 | 暗号鍵使用方法 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2001308847A true JP2001308847A (ja) | 2001-11-02 |
Family
ID=18667418
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2000163697A Pending JP2001308847A (ja) | 2000-04-25 | 2000-04-25 | 暗号鍵使用方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2001308847A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| KR20020060125A (ko) * | 2002-06-04 | 2002-07-16 | 주식회사 컴섹 | 재구성된 카오스어트렉터를 이용한 암호시스템 |
| JP2005050162A (ja) * | 2003-07-29 | 2005-02-24 | Yazaki Corp | ハードウェアプロテクトキー及びその再発行方法 |
-
2000
- 2000-04-25 JP JP2000163697A patent/JP2001308847A/ja active Pending
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| KR20020060125A (ko) * | 2002-06-04 | 2002-07-16 | 주식회사 컴섹 | 재구성된 카오스어트렉터를 이용한 암호시스템 |
| JP2005050162A (ja) * | 2003-07-29 | 2005-02-24 | Yazaki Corp | ハードウェアプロテクトキー及びその再発行方法 |
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