JP2002217893A - バーナム暗号の共通鍵配送方法 - Google Patents
バーナム暗号の共通鍵配送方法Info
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- JP2002217893A JP2002217893A JP2001042541A JP2001042541A JP2002217893A JP 2002217893 A JP2002217893 A JP 2002217893A JP 2001042541 A JP2001042541 A JP 2001042541A JP 2001042541 A JP2001042541 A JP 2001042541A JP 2002217893 A JP2002217893 A JP 2002217893A
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 高い安全性の暗号通信を可能にするバーナム
暗号を利用する際に問題となる乱数の配布を、できるだ
け安全で効率的なものにする。 【解決手段】 乱数発生器Ｒを用いて第一の乱数ｒ１を
生成し、これを暗号文Ｃの送信側と受信側の双方で共有
する。次に、乱数発生器Ｒを用いて第二の乱数ｒ２を生
成し、これを暗号化と復号化の両方に使用する共通鍵Ｋ
ｃとする。次に、第二の乱数ｒ２に第一の乱数ｒ１のビ
ット列を排他的論理和で加えて第三の乱数ｒ３を生成
し、この第三の乱数ｒ３を通信路を介して相手に配送す
る。第三の乱数ｒ３を受信した相手は、これに第一の乱
数ｒ１のビット列を排他的論理和で加えて第二の乱数ｒ
２を復元する。次に、暗号通信を行うときは、送信側が
情報（平文）Ｍのビットストリームに先に配布した共通
鍵Ｋｃのビット列を排他的論理和で加えて暗号文Ｃを作
成し、これを通信路を介して相手に伝送する。受信側
は、暗号文Ｃのビットストリームに先に受信して復元し
た共通鍵Ｋｃのビット列を排他的論理和で加えて元の情
報（平文）Ｍを復元する。
暗号を利用する際に問題となる乱数の配布を、できるだ
け安全で効率的なものにする。 【解決手段】 乱数発生器Ｒを用いて第一の乱数ｒ１を
生成し、これを暗号文Ｃの送信側と受信側の双方で共有
する。次に、乱数発生器Ｒを用いて第二の乱数ｒ２を生
成し、これを暗号化と復号化の両方に使用する共通鍵Ｋ
ｃとする。次に、第二の乱数ｒ２に第一の乱数ｒ１のビ
ット列を排他的論理和で加えて第三の乱数ｒ３を生成
し、この第三の乱数ｒ３を通信路を介して相手に配送す
る。第三の乱数ｒ３を受信した相手は、これに第一の乱
数ｒ１のビット列を排他的論理和で加えて第二の乱数ｒ
２を復元する。次に、暗号通信を行うときは、送信側が
情報（平文）Ｍのビットストリームに先に配布した共通
鍵Ｋｃのビット列を排他的論理和で加えて暗号文Ｃを作
成し、これを通信路を介して相手に伝送する。受信側
は、暗号文Ｃのビットストリームに先に受信して復元し
た共通鍵Ｋｃのビット列を排他的論理和で加えて元の情
報（平文）Ｍを復元する。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、平文のビットスト
リームに乱数のビット列を排他的論理和で加えて暗号文
を作成するバーナム暗号に関し、特にその共通鍵である
乱数の配送方法に関する。
リームに乱数のビット列を排他的論理和で加えて暗号文
を作成するバーナム暗号に関し、特にその共通鍵である
乱数の配送方法に関する。
【０００２】
【発明が解決しようとする課題】バーナム暗号は、図３
に示すように、情報（平文）Ｍのビットストリームに乱
数ｒのビット列を排他的論理和で加えて暗号文Ｃを作成
する。排他的論理和は、０＋０＝０、０＋１＝１、１＋
１＝０、という演算であり、法を２とする加算である。
このため、暗号文Ｃのビットストリームにもう一度同じ
乱数ｒのビット列を排他的論理和で加えると、乱数ｒの
ビット系列はすべて打ち消し合って０となり、情報（平
文）Ｍのビットストリームだけが残るので、容易に元の
情報（平文）Ｍを復元できる。
に示すように、情報（平文）Ｍのビットストリームに乱
数ｒのビット列を排他的論理和で加えて暗号文Ｃを作成
する。排他的論理和は、０＋０＝０、０＋１＝１、１＋
１＝０、という演算であり、法を２とする加算である。
このため、暗号文Ｃのビットストリームにもう一度同じ
乱数ｒのビット列を排他的論理和で加えると、乱数ｒの
ビット系列はすべて打ち消し合って０となり、情報（平
文）Ｍのビットストリームだけが残るので、容易に元の
情報（平文）Ｍを復元できる。
【０００３】この暗号は、暗号化する際に使用した乱数
が得られなければ、乱数を真正乱数とした場合、元の情
報をまったく推測できなくなるので、原理的に解読が不
可能な完全暗号である。従って、この乱数を秘密に保つ
限り、安全性に関する問題はほぼ解決する。ところが、
極秘情報の通信以外にこの暗号が実際に用いられること
はほとんどない。それは、この暗号が送信する情報と同
じ長さの乱数を必要とし、それを暗号文の送信側と受信
側が秘密に共有しなければならないためである。
が得られなければ、乱数を真正乱数とした場合、元の情
報をまったく推測できなくなるので、原理的に解読が不
可能な完全暗号である。従って、この乱数を秘密に保つ
限り、安全性に関する問題はほぼ解決する。ところが、
極秘情報の通信以外にこの暗号が実際に用いられること
はほとんどない。それは、この暗号が送信する情報と同
じ長さの乱数を必要とし、それを暗号文の送信側と受信
側が秘密に共有しなければならないためである。
【０００４】また、この暗号は通信する度に異なる乱数
を用いなければならない。もし、同じ乱数を用いた２つ
の異なる暗号文が得られれば、両者の排他的論理和をと
ることにより、暗号鍵である乱数のビット系列が打ち消
し合って消えてしまい、２つの平文の和が求まることに
なる。これは、ほとんどの場合、文字の出現確率などさ
まざまな特徴を利用してそれぞれの平文に解読される危
険性が高い。そのため、この暗号は暗号文を作成する度
に、暗号文と同じ長さの乱数を毎回新たに生成する必要
がある。
を用いなければならない。もし、同じ乱数を用いた２つ
の異なる暗号文が得られれば、両者の排他的論理和をと
ることにより、暗号鍵である乱数のビット系列が打ち消
し合って消えてしまい、２つの平文の和が求まることに
なる。これは、ほとんどの場合、文字の出現確率などさ
まざまな特徴を利用してそれぞれの平文に解読される危
険性が高い。そのため、この暗号は暗号文を作成する度
に、暗号文と同じ長さの乱数を毎回新たに生成する必要
がある。
【０００５】バーナム暗号は、このように大量の乱数を
必要とし、盗聴されることなく確実に同じ乱数を相手に
配布しなければならない。そのため、情報はネットワー
クで送るのに、乱数はフロッピー（登録商標）やＭＯに
入れて書留や宅配便で送るというのも非効率で現実的で
ない。また、配布する手間を省くため、大量の乱数を互
いに長時間厳重に秘密に保管するというのも、一般に困
難である。
必要とし、盗聴されることなく確実に同じ乱数を相手に
配布しなければならない。そのため、情報はネットワー
クで送るのに、乱数はフロッピー（登録商標）やＭＯに
入れて書留や宅配便で送るというのも非効率で現実的で
ない。また、配布する手間を省くため、大量の乱数を互
いに長時間厳重に秘密に保管するというのも、一般に困
難である。
【０００６】そこで本発明は、高い安全性の暗号通信を
可能にするバーナム暗号を利用する際に問題となる乱数
の配布を、できるだけ安全で効率的なものにすることを
目的になされたものである。
可能にするバーナム暗号を利用する際に問題となる乱数
の配布を、できるだけ安全で効率的なものにすることを
目的になされたものである。
【０００７】
【課題を解決するための手段】かかる目的を達成するた
めに、本発明は以下のように構成した。
めに、本発明は以下のように構成した。
【０００８】すなわち、請求項１の発明は、任意の乱数
を共通鍵Ｋｃとし、平文Ｍのビットストリームに共通鍵
Ｋｃのビット列を排他的論理和で加えて暗号文Ｃを作成
し、暗号文Ｃのビットストリームに共通鍵Ｋｃのビット
列を排他的論理和で加えて平文Ｍを復元するバーナム暗
号において、第一の乱数ｒ１を生成して相手と共有し、
第二の乱数ｒ２を生成して共通鍵Ｋｃとし、第一の乱数
ｒ１と第二の乱数ｒ２のビット列を排他的論理和で加え
て第三の乱数ｒ３を生成し、そして、この第三の乱数ｒ
３を相手に送信し、受信した相手は、第三の乱数ｒ３に
第一の乱数ｒ１のビット列を排他的論理和で加えて第二
の乱数ｒ２を復元し、しかして共通鍵Ｋｃである第二の
乱数ｒ２を相手に配布することを特徴とする共通鍵配送
方法である。
を共通鍵Ｋｃとし、平文Ｍのビットストリームに共通鍵
Ｋｃのビット列を排他的論理和で加えて暗号文Ｃを作成
し、暗号文Ｃのビットストリームに共通鍵Ｋｃのビット
列を排他的論理和で加えて平文Ｍを復元するバーナム暗
号において、第一の乱数ｒ１を生成して相手と共有し、
第二の乱数ｒ２を生成して共通鍵Ｋｃとし、第一の乱数
ｒ１と第二の乱数ｒ２のビット列を排他的論理和で加え
て第三の乱数ｒ３を生成し、そして、この第三の乱数ｒ
３を相手に送信し、受信した相手は、第三の乱数ｒ３に
第一の乱数ｒ１のビット列を排他的論理和で加えて第二
の乱数ｒ２を復元し、しかして共通鍵Ｋｃである第二の
乱数ｒ２を相手に配布することを特徴とする共通鍵配送
方法である。
【０００９】請求項２の発明は、前記第三の乱数ｒ３を
次に相手に送信するときは、第一の乱数ｒ１に置き換え
て前回と今回生成した第二の乱数ｒ２のビット列を排他
的論理和で加えて第三の乱数ｒ３を生成することを特徴
とする請求項１に記載の共通鍵配送方法である。請求項
３の発明は、前記第三の乱数ｒ３を相手に送信するとき
は、通信路を介して送信することを特徴とする請求項１
または２に記載の共通鍵配送方法である。請求項４の発
明は、前記乱数を真正乱数とする請求項１または２に記
載の共通鍵配送方法である。
次に相手に送信するときは、第一の乱数ｒ１に置き換え
て前回と今回生成した第二の乱数ｒ２のビット列を排他
的論理和で加えて第三の乱数ｒ３を生成することを特徴
とする請求項１に記載の共通鍵配送方法である。請求項
３の発明は、前記第三の乱数ｒ３を相手に送信するとき
は、通信路を介して送信することを特徴とする請求項１
または２に記載の共通鍵配送方法である。請求項４の発
明は、前記乱数を真正乱数とする請求項１または２に記
載の共通鍵配送方法である。
【００１０】
【発明の実施の形態】以下に図面を参照して本発明の実
施の形態について説明する。図１に、本発明を実施した
バーナム暗号の共通鍵配送方法の処理フローを示す。共
通鍵配送方法は、まず、乱数発生器Ｒを用いて第一の乱
数ｒ１を生成し、これを暗号文Ｃの送信側と受信側の双
方で共有する。第一の乱数ｒ１は、送信側または受信側
（あるいは信頼できる第三者）が生成し、オフラインな
どの手段であらかじめ相手に伝えておく。
施の形態について説明する。図１に、本発明を実施した
バーナム暗号の共通鍵配送方法の処理フローを示す。共
通鍵配送方法は、まず、乱数発生器Ｒを用いて第一の乱
数ｒ１を生成し、これを暗号文Ｃの送信側と受信側の双
方で共有する。第一の乱数ｒ１は、送信側または受信側
（あるいは信頼できる第三者）が生成し、オフラインな
どの手段であらかじめ相手に伝えておく。
【００１１】次に、乱数発生器Ｒを用いて第二の乱数ｒ
２を生成し、これを暗号化と復号化の両方に使用する共
通鍵Ｋｃとする。第二の乱数ｒ２は、送信側と受信側の
いずれか一方が生成し、同じものを２度使えないので、
使い捨てを原則とし、暗号通信を行う度に新しく生成す
る。あるいは、大量に生成してハードディスクなどの記
憶媒体に保管し、暗号通信を行う度に新たに取り出すよ
うにしてもよい。
２を生成し、これを暗号化と復号化の両方に使用する共
通鍵Ｋｃとする。第二の乱数ｒ２は、送信側と受信側の
いずれか一方が生成し、同じものを２度使えないので、
使い捨てを原則とし、暗号通信を行う度に新しく生成す
る。あるいは、大量に生成してハードディスクなどの記
憶媒体に保管し、暗号通信を行う度に新たに取り出すよ
うにしてもよい。
【００１２】次に、第二の乱数ｒ２に第一の乱数ｒ１の
ビット列を排他的論理和で加えて第三の乱数ｒ３を生成
し、この第三の乱数ｒ３を通信路を介して相手に配送す
る。これにより、共通鍵Ｋｃである第二の乱数ｒ２が第
一の乱数ｒ１によって解読不能に攪乱されるので、通信
路を経由しても安全に相手に配布できる。この第三の乱
数ｒ３は、暗号通信を行う前に通信路の空き時間を利用
してあらかじめ相手に配送しておく。あるいは、暗号文
Ｃの送信と同時に、暗号文Ｃに付加して配送してもよ
い。
ビット列を排他的論理和で加えて第三の乱数ｒ３を生成
し、この第三の乱数ｒ３を通信路を介して相手に配送す
る。これにより、共通鍵Ｋｃである第二の乱数ｒ２が第
一の乱数ｒ１によって解読不能に攪乱されるので、通信
路を経由しても安全に相手に配布できる。この第三の乱
数ｒ３は、暗号通信を行う前に通信路の空き時間を利用
してあらかじめ相手に配送しておく。あるいは、暗号文
Ｃの送信と同時に、暗号文Ｃに付加して配送してもよ
い。
【００１３】配送の初回は、第二の乱数ｒ２に第一の乱
数ｒ１のビット列を排他的論理和で加えて第三の乱数ｒ
３を生成するが、２回目以降は、第一の乱数ｒ１の代わ
りに前回生成した第二の乱数ｒ２のビット列を排他的論
理和で加えて第三の乱数ｒ３を生成してもよい。これに
より、共通鍵Ｋｃを攪乱する乱数を毎回取り換えること
ができるので、鍵配送の安全性をさらに高めることがで
きる。
数ｒ１のビット列を排他的論理和で加えて第三の乱数ｒ
３を生成するが、２回目以降は、第一の乱数ｒ１の代わ
りに前回生成した第二の乱数ｒ２のビット列を排他的論
理和で加えて第三の乱数ｒ３を生成してもよい。これに
より、共通鍵Ｋｃを攪乱する乱数を毎回取り換えること
ができるので、鍵配送の安全性をさらに高めることがで
きる。
【００１４】第三の乱数ｒ３を受信した相手は、これに
第一の乱数ｒ１のビット列を排他的論理和で加えて第二
の乱数ｒ２を復元する。あるいは、前回使用した第二の
乱数ｒ２のビット列を排他的論理和で加えて第二の乱数
ｒ２を復元する。これにより、暗号通信の相手側が暗号
文Ｃの復号化に必要な共通鍵Ｋｃを安全に手に入れるこ
とができる。
第一の乱数ｒ１のビット列を排他的論理和で加えて第二
の乱数ｒ２を復元する。あるいは、前回使用した第二の
乱数ｒ２のビット列を排他的論理和で加えて第二の乱数
ｒ２を復元する。これにより、暗号通信の相手側が暗号
文Ｃの復号化に必要な共通鍵Ｋｃを安全に手に入れるこ
とができる。
【００１５】次に、暗号通信を行うときは、送信側が情
報（平文）Ｍのビットストリームに先に配布した共通鍵
Ｋｃのビット列を排他的論理和で加えて暗号文Ｃを作成
し、これを通信路を介して相手に伝送する。受信側は、
暗号文Ｃのビットストリームに先に受信して復元した共
通鍵Ｋｃのビット列を排他的論理和で加えて元の情報
（平文）Ｍを復元する。
報（平文）Ｍのビットストリームに先に配布した共通鍵
Ｋｃのビット列を排他的論理和で加えて暗号文Ｃを作成
し、これを通信路を介して相手に伝送する。受信側は、
暗号文Ｃのビットストリームに先に受信して復元した共
通鍵Ｋｃのビット列を排他的論理和で加えて元の情報
（平文）Ｍを復元する。
【００１６】図２に、本発明を実施した乱数発生器のブ
ロック図を示す。乱数発生器Ｒは、無調整高周波発振器
１の高周波波形と、クロック発生器２のクロックをサン
プリング回路３に入力して物理乱数を発生し、これを平
滑化回路４に入力して他のビットと独立に０と１の発生
確率がそれぞれ１／２の真正乱数を生成する。物理乱数
は、熱雑音などを利用して生成してもよい。また、乱数
はできるだけ真正乱数に近い擬似乱数を離散対数などの
計算により求めてもよい。
ロック図を示す。乱数発生器Ｒは、無調整高周波発振器
１の高周波波形と、クロック発生器２のクロックをサン
プリング回路３に入力して物理乱数を発生し、これを平
滑化回路４に入力して他のビットと独立に０と１の発生
確率がそれぞれ１／２の真正乱数を生成する。物理乱数
は、熱雑音などを利用して生成してもよい。また、乱数
はできるだけ真正乱数に近い擬似乱数を離散対数などの
計算により求めてもよい。
【００１７】
【発明の効果】以上説明したように、本発明のバーナム
暗号の共通鍵配送方法は、第一の乱数ｒ１を生成して相
手と共有し、第二の乱数ｒ２を生成して共通鍵Ｋｃと
し、第一の乱数ｒ１と第二の乱数ｒ２のビット列を排他
的論理和で加えて第三の乱数ｒ３を生成し、そして、こ
の第三の乱数ｒ３を相手に送信し、受信した相手は、第
三の乱数ｒ３に第一の乱数ｒ１のビット列を排他的論理
和で加えて第二の乱数ｒ２を復元し、しかして共通鍵Ｋ
ｃである第二の乱数ｒ２を相手に配布する。従って、本
発明によれば、原理的に第三者による鍵の解読が不能と
なり、鍵配送の安全性が高まる。また、毎回異なる鍵を
生成するので、同じ鍵の重複使用が回避できる。また、
毎回鍵を配送するので、大量の乱数をあらかじめ生成し
て長時間互いに秘密に保管する手間が省ける。
暗号の共通鍵配送方法は、第一の乱数ｒ１を生成して相
手と共有し、第二の乱数ｒ２を生成して共通鍵Ｋｃと
し、第一の乱数ｒ１と第二の乱数ｒ２のビット列を排他
的論理和で加えて第三の乱数ｒ３を生成し、そして、こ
の第三の乱数ｒ３を相手に送信し、受信した相手は、第
三の乱数ｒ３に第一の乱数ｒ１のビット列を排他的論理
和で加えて第二の乱数ｒ２を復元し、しかして共通鍵Ｋ
ｃである第二の乱数ｒ２を相手に配布する。従って、本
発明によれば、原理的に第三者による鍵の解読が不能と
なり、鍵配送の安全性が高まる。また、毎回異なる鍵を
生成するので、同じ鍵の重複使用が回避できる。また、
毎回鍵を配送するので、大量の乱数をあらかじめ生成し
て長時間互いに秘密に保管する手間が省ける。
【００１８】また、本発明のバーナム暗号の共通鍵配送
方法は、第三の乱数ｒ３を次に相手に送信するときは、
第一の乱数ｒ１に置き換えて前回と今回生成した第二の
乱数ｒ２のビット列を排他的論理和で加えて第三の乱数
ｒ３を生成する。従って、本発明によれば、毎回異なる
乱数で鍵を攪乱するので、鍵配送の安全性がさらに向上
する。
方法は、第三の乱数ｒ３を次に相手に送信するときは、
第一の乱数ｒ１に置き換えて前回と今回生成した第二の
乱数ｒ２のビット列を排他的論理和で加えて第三の乱数
ｒ３を生成する。従って、本発明によれば、毎回異なる
乱数で鍵を攪乱するので、鍵配送の安全性がさらに向上
する。
【００１９】また、本発明のバーナム暗号の共通鍵配送
方法は、第三の乱数ｒ３を相手に送信するときは、通信
路を介して送信する。従って、本発明によれば、オフラ
インなどの手段に比べ、配布に要する手間や時間および
経費を節減できる。
方法は、第三の乱数ｒ３を相手に送信するときは、通信
路を介して送信する。従って、本発明によれば、オフラ
インなどの手段に比べ、配布に要する手間や時間および
経費を節減できる。
【００２０】また、本発明のバーナム暗号の共通鍵配送
方法は、真正乱数を使用する。従って、本発明によれ
ば、原理的な完全暗号が実現できる。
方法は、真正乱数を使用する。従って、本発明によれ
ば、原理的な完全暗号が実現できる。
【図１】本発明を実施したバーナム暗号の共通鍵配送方
法の処理フローである。
法の処理フローである。
【図２】本発明を実施した乱数発生器のブロック図であ
る。
る。
【図３】バーナム暗号の暗号処理と復号処理の説明図で
ある。
ある。
１ 無調整高周波発振器 ２ クロック発生器 ３ サンプリング回路 ４ 平滑化回路 Ｃ 暗号文 Ｍ 平文 Ｋｃ 共通鍵 Ｒ 乱数発生器 ｒ 乱数
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き Ｆターム(参考） 5J104 AA04 AA16 EA06 EA18 JA04 NA02
Claims (4)
- 【請求項１】 任意の乱数を共通鍵Ｋｃとし、 平文Ｍのビットストリームに共通鍵Ｋｃのビット列を排
他的論理和で加えて暗号文Ｃを作成し、 暗号文Ｃのビットストリームに共通鍵Ｋｃのビット列を
排他的論理和で加えて平文Ｍを復元するバーナム暗号に
おいて、 第一の乱数ｒ１を生成して相手と共有し、第二の乱数ｒ
２を生成して共通鍵Ｋｃとし、 第一の乱数ｒ１と第二の乱数ｒ２のビット列を排他的論
理和で加えて第三の乱数ｒ３を生成し、 そして、この第三の乱数ｒ３を相手に送信し、 受信した相手は、第三の乱数ｒ３に第一の乱数ｒ１のビ
ット列を排他的論理和で加えて第二の乱数ｒ２を復元
し、 しかして共通鍵Ｋｃである第二の乱数ｒ２を相手に配布
することを特徴とする共通鍵配送方法。 - 【請求項２】 前記第三の乱数ｒ３を次に相手に送信す
るときは、第一の乱数ｒ１に置き換えて前回と今回生成
した第二の乱数ｒ２のビット列を排他的論理和で加えて
第三の乱数ｒ３を生成することを特徴とする請求項１に
記載の共通鍵配送方法。 - 【請求項３】 前記第三の乱数ｒ３を相手に送信すると
きは、通信路を介して送信することを特徴とする請求項
１または２に記載の共通鍵配送方法。 - 【請求項４】 前記乱数を真正乱数とする請求項１また
は２に記載の共通鍵配送方法。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2001042541A JP2002217893A (ja) | 2001-01-16 | 2001-01-16 | バーナム暗号の共通鍵配送方法 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP2001042541A JP2002217893A (ja) | 2001-01-16 | 2001-01-16 | バーナム暗号の共通鍵配送方法 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2002217893A true JP2002217893A (ja) | 2002-08-02 |
Family
ID=18904818
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP2001042541A Pending JP2002217893A (ja) | 2001-01-16 | 2001-01-16 | バーナム暗号の共通鍵配送方法 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2002217893A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2009503975A (ja) * | 2005-07-27 | 2009-01-29 | インゲニア・テクノロジー・リミテッド | 鍵 |
| JP2010239352A (ja) * | 2009-03-31 | 2010-10-21 | Mitsubishi Electric Corp | ネットワーク端末及び通信方法 |
-
2001
- 2001-01-16 JP JP2001042541A patent/JP2002217893A/ja active Pending
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2009503975A (ja) * | 2005-07-27 | 2009-01-29 | インゲニア・テクノロジー・リミテッド | 鍵 |
| JP2010239352A (ja) * | 2009-03-31 | 2010-10-21 | Mitsubishi Electric Corp | ネットワーク端末及び通信方法 |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| A131 | Notification of reasons for refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A131 Effective date: 20041005 |
|
| A02 | Decision of refusal |
Free format text: JAPANESE INTERMEDIATE CODE: A02 Effective date: 20050315 |