JP2003241656A - 暗号化装置および暗号化方法 - Google Patents

暗号化装置および暗号化方法

Info

Publication number
JP2003241656A
JP2003241656A JP2002042019A JP2002042019A JP2003241656A JP 2003241656 A JP2003241656 A JP 2003241656A JP 2002042019 A JP2002042019 A JP 2002042019A JP 2002042019 A JP2002042019 A JP 2002042019A JP 2003241656 A JP2003241656 A JP 2003241656A
Authority
JP
Japan
Prior art keywords
data
function
divided
encryption
block
Prior art date
Legal status (The legal status is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the status listed.)
Pending
Application number
JP2002042019A
Other languages
English (en)
Inventor
Shigetoshi Noda
重利 納田
Current Assignee (The listed assignees may be inaccurate. Google has not performed a legal analysis and makes no representation or warranty as to the accuracy of the list.)
Sony Corp
Original Assignee
Sony Corp
Priority date (The priority date is an assumption and is not a legal conclusion. Google has not performed a legal analysis and makes no representation as to the accuracy of the date listed.)
Filing date
Publication date
Application filed by Sony Corp filed Critical Sony Corp
Priority to JP2002042019A priority Critical patent/JP2003241656A/ja
Publication of JP2003241656A publication Critical patent/JP2003241656A/ja
Pending legal-status Critical Current

Links

Abstract

(57)【要約】 【課題】 ソフトウェア処理に最適な構造をもち、暗号
化処理を高速、かつ暗号解読強度を強くする。 【解決手段】 初期処理関数（ＰＩ関数）１０により、
平文Ｄを分割し複数の分割データとして出力し（Ｂｒ関
数１１）、複数の分割データを演算関数により暗号鍵Ｋ
と同じ大きさに拡大置換し（ＰＰ関数１２）、係数を媒
介することにより演算関数を可変にする。その係数は、
媒介変数生成部Ｖにより生成される。そして、非線形暗
号化ブロック処理部２０により、分割データと暗号鍵Ｋ
とを変数として非線形に暗号化し、暗号化した複数の分
割暗号化データを出力する。さらに、後処理関数（ＰＩ
-1関数）３０により、演算関数の逆関数を使い分割暗号
化データを分割データと同じ大きさに縮小置換し（ＰＰ
-1関数３２）、分割データを合成し暗号文として出力し
（Ｂｒ-1関数３１）、係数を媒介することにより逆関数
の演算関数を可変にする。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、暗号化と復号に使
用する共通の鍵により、暗号化を行う暗号化装置および
暗号化方法に関し、特に高速かつ暗号強度の強い暗号化
装置および暗号化方法に関する。
【０００２】
【従来の技術】近年、パソコンの性能が飛躍的に高くな
り、ＣＰＵのクロックもＧＨｚオーダーの極めて高い処
理能力をもつに至っている。その性能の進歩は、１、２
年で倍になるような状況である。その為に、高度で複雑
な処理や高速性が要求される各種リアルタイム変換処理
や大容量高速データ処理も非常に安価にソフトウェアだ
けで実用可能になった。つまり、従来、ハードで実現さ
れていた複雑なリアルタイムＡＶ／ＩＴ処理も、パソコ
ンによるソフトウェアプロセッシング（SoftwareProces
sing）で可能になった。
【０００３】ソフトウェアプロセッシングでは、データ
変換（編集や効果等）、データ符号化（圧縮や暗号化
等）、それらのデータベースを任意に統合し、処理可能
であるという利点がある。逆に言えば、さらに複雑で高
度な処理を行う上では、もはやハードウェアプロセッシ
ングでは不可能な状況にあり、しかも急激に進歩するパ
ソコン分野に対応するには頻繁な更新も必須になり、総
じてもはやソフトウェアプロセッシング以外に様々な次
世代の高度な処理が対応不可能な時代になってきた。
【０００４】さらに、昨今は、高速インターネット、Ｃ
ＡＴＶやＡＤＳＬ等が普及し始め、大容量のデータをイ
ンターネットで交換することが可能になった。つまり、
ブロードバンドネット時代がはじまり、大容量だが価値
の高い高品質な画像や、暗号でガードされた大量のデー
タも流通可能になってきた。例えば、最高品質で最高価
値な画像は、デジタル原画（デジタルカメラやＣＧなど
のＲＧＢフォーマットやＴＩＦＦフォーマットによる原
画）であり、原画をロスレス圧縮（無損失圧縮）したも
のである。但し、ロスレス圧縮の場合には、それを不法
にコピーされた場合には、原画であるが故の不利益も大
きい。しかしながら、ロスレス圧縮しても原画は大容量
である為に、暗号処理には高速化が必須である。さら
に、上述したようなパソコン性能が年々向上する為に、
暗号解読強度向上も必須な状況となっている。
【０００５】このような状況の中で、ロスレス圧縮原画
のように価値の高いコンテンツであればあるほど、暗号
によるガードが必要になってくる。このため、原画など
の大きなデータを暗号化するのに最適な暗号方式とし
て、共通鍵暗号方式（秘密鍵暗号方式）がある。
【０００６】ここで、従来の共通鍵暗号方式について、
図１７を参照して説明する。図１７は、従来の共通鍵暗
号方式の基本的な構造例を示すブロック図である。従来
の共通鍵暗号方式９００は、大きく分けて３つのブロッ
クからなる。例えば、ＤＥＳの場合には、ビット置換を
含む初期処理（Pre-Process）９１０、ブロック処理（B
lock Process）を行う１６段のフェイステル構造９２
０、ビット逆置換を含む後処理（Post-Process）９３０
から構成される。
【０００７】まず、初期処理９１０では、６４ｂｉｔの
ＢＬＯＣＫ入力を示す平文Ｄが３２ｂｉｔごとに左
（Ｌ）と右（Ｒ）に分岐（Ｂｒ）される。次に、フェイ
ステル構造９２０は、左（Ｌ）と右（Ｒ）に分岐（Ｂ
ｒ）された３２ｂｉｔのデータを暗号化し、左（Ｌ）と
右（Ｒ）を交換（Ｓｗａｐ）して出力する。なお、フェ
イステル構造９２０の詳細については、図１８にて後述
する。
【０００８】次に、後処理９３０では、逆置換後に各３
２ｂｉｔが６４ｂｉｔに合成（逆分岐Ｂｒ-1 ）されて
暗号文Ｃとして出力される。ここで、フェイステル構造
について、図１８を参照して説明する。なお、本発明の
数式は、ＸＯＲ演算を（＋）で示し、各関数を関数直列
結合“・"により連結している。関数直列結合とは、例
えばｆ3（ｃ）・ｆ2（ｂ）・ｆ1（ａ）＝ｆ1（ａ）→ｆ
2（ｂ）→ｆ3（ｃ）と、各関数に対し順を追って処理す
る結合関係を示す。
【０００９】図１８は、従来の共通鍵暗号方式における
片関数結合型のフェイステル構造を示すブロック図であ
る。上記したフェイステル構造９２０は、図１８に示す
ように片関数結合のｆ関数９２１と交換関数９２２によ
って構成されている。
【００１０】ｆ関数９２１は、ｍ段での右側入力をＲ＿
ｍ、鍵をＫ＿ｍとした場合、関数の内部は、第一拡大置
換Ｔ１（Ｒ＿ｍ）、鍵Ｋ＿ｍとのＸＯＲ結合ＴＫ（Ｔ
１，Ｋ＿ｍ）＝Ｔ１（＋）Ｋ＿ｍ、Ｓ−Ｂｏｘ置換Ｓ
（Ｔ１（＋）Ｋ＿ｍ）、および置換Ｔ２（Ｓ）から構成
され、片関数結合となっている。また、これらの関係は
数式により表現することができ、ｆ関数９２１を単にｆ
とすると、
【００１１】
【数１】 ｆ（Ｋ＿ｍ，Ｒ＿ｍ）＝Ｔ２・Ｓ・ＴＫ ……（１） である。ｍ段での左側入力をＬ＿ｍ、交換関数９２２を
Ｓｗａｐ（）として、ブロック図全体を関数Ｇで示せば
【００１２】
【数２】 Ｇ（Ｋ＿ｍ，Ｒ＿ｍ，Ｌ＿ｍ）＝Ｓｗａｐ（Ｒ＿ｍ， Ｌ＿ｍ＋ｆ（Ｋ＿ｍ，Ｒ ＿ｍ）） ……（２） であり、Ｇ≡Ｇ-1の合同関係となる。このフェイステル
構造が１６段構成されており、各段に鍵スケジュールに
て生成された固有の鍵が与えられる。この１６段の処理
にて、データはかく乱され、ビットランダム性では理想
乱数（真性乱数）に対して９０％以上の確率で擬似乱数
に変換される。その為にＤＥＳは非常に強い暗号とし
て、２０年以上の暗号耐性を保っている。ここで、Ｓ−
Ｂｏｘは、８ＢＬＯＣＫからなり、１ＢＬＯＣＫは６ｂ
ｉｔを４ｂｉｔに変換する非線形な関数である。ＤＥＳ
の強さは、この非線形なＳ−Ｂｏｘの特性にあると言わ
れている。
【００１３】図１７および図１８で説明したＤＥＳ処理
の全体を関数Ｆで示せば、初期処理９１０をＢｒ・Ｔ、
後処理９３０をＢｒ-1・Ｔ-1として、入力パラメータを
平文Ｄ、鍵Ｋとした場合、
【００１４】
【数３】 Ｃ＝Ｆ（Ｄ．Ｋ）＝Ｂｒ-1・Ｔ-1・Ｓｗａｐ・Ｇ・Ｂｒ・Ｔ ……（３） である。復号では、入力パラメータを暗号文Ｃ、鍵Ｋに
換えて
【００１５】
【数４】 Ｄ＝Ｆ（Ｃ．Ｋ）＝Ｂｒ-1・Ｔ-1・Ｓｗａｐ・Ｇ-1・Ｂｒ・Ｔ……（４） であり、Ｇ≡Ｇ-1の関係から、Ｆ≡Ｆ-1の合同関係にな
る。このように、暗号化と復号で同じ構造をもつような
構造をインボルーション（Involution）構造と言う。
【００１６】
【発明が解決しようとする課題】しかしながら、このよ
うなＤＥＳの構造には、ハードウェア処理に最適なビッ
ト置換が多用されている。このため、ＤＥＳ構造をその
ままソフトウェアで作成すると、ビット置換処理は多重
ループ処理によって行われるので、非常に遅い処理にな
るという欠点がある。そこで、この処理を高速化する手
法が色々と知られている。一般的に、変換がＬＵＴ（Lo
ok Up Table）で可能な場合には、それを適用して高速
化できる。しかし、ＬＵＴは部分的に適用できても置換
全体を１つで任意に行うことにはできない。そのため
に、ＬＵＴだけでは高速化は十分にできない。そこで、
ＤＥＳの処理を一括してある関数結合に変換して高速化
することが試みられるが、関数を見出すことが容易では
ない。
【００１７】また、ＤＥＳでは、鍵のビット数が５６ｂ
ｉｔと短い為に、最近の攻撃（暗号解読）により解読の
危険性がある。後述する暗号解読手法によると、ＤＥＳ
の構造自体は強いが、鍵が短いという欠点がある。その
ため、強度を増加させる方法の１つに、ＤＥＳを３回繰
り返すＴｒｉｐｌｅＤＥＳが知られている。しかし、Ｔ
ｒｉｐｌｅＤＥＳは処理速度が非常に遅いという問題が
ある。
【００１８】ここで、暗号解読手法について、具体的に
説明する。 （１）シラミつぶし解読（総当たり手法：Brute Force
Attacking） 全ての可能な鍵を与えて、適当な既知入力に対する出力
と既知出力とを比較して解読する。すなわち、暗号文を
意味の取れる何らかの文章に変換する鍵に当たるまで、
あらゆる可能性を試みて解読する。平均すると、全ての
組み合わせの半数を試した時点で答えが得られる。した
がって、鍵のビット数が少ないと解読され易い。最近の
ＧＨｚオーダーのパソコンでネットワークにて多数連結
して分散並列処理する等により、ＤＥＳ（５６ｂｉｔ
鍵）を短時間で解読することが可能となっている。 （２）差分解読概説（Differential Cryptanalysis） データのＸＯＲ差分に着目すれば、繰り返し途中のＸＯ
Ｒ演算は無視でき、最初と最後に帰着できる。したがっ
て、既知な入力と出力の差分情報から差分関数出力を割
り出し、関数の統計的偏りから鍵を絞り込んで解読でき
る。すなわち、可能性のある暗号文の差分パターンを割
り出し、鍵を絞り込んで解読できる。
【００１９】例えば、次のＤＥＳフェイステル構造につ
いて、図１９を参照して説明する。図１９は、従来の共
通鍵暗号方式であるＤＥＳフェイステル構造を示すブロ
ック図である。なお、この図は、図１８の片関数結合型
のフェイステル構造と同様の構成であるが、解読手法と
いう観点で説明するため、一部表現を変えている。
【００２０】ＤＥＳフェイステル構造９２０ａは、置換
処理を行うｆ関数９２１ａ、データの左右を交換する交
換関数９２２ａから構成され、繰り返し処理が可能な構
造を成している。そして、それらの関数を構成するブロ
ックの入力は、左側入力を示すＬi、右側入力を示す
Ｒi、鍵を示すＫiであり、出力は、左側出力を示すＬ
i+1、右側出力を示すＲi+1である。また、これらの構造
は数式により、下記のように表現できる。なお、下記に
示す数式は、（＋）をＸＯＲ演算、変数差分をΔ、左側
入力をＬi、右側入力をＲi、ｆ関数９２１ａの関数出力
をＦi、鍵をＫiとして、表現している。
【００２１】まず、ある入力（ｘ，ｘ'）とある鍵ｋの
ＸＯＲの差分出力Δｙは、鍵ｋに無関係になり、Δｙ
＝ Δｘ（ＸＯＲ差分：ｘ（＋）ｘ'）である。適便に
選択した平文によってフェイステル構造の連結関数差分
特性が同じになる構造において、フェイステル暗号の連
結の関係式は次のようになる。
【００２２】最初の関数結合のΔＲは、
【００２３】
【数５】 ΔＲ2 ＝ ΔＬ1（＋）ΔＦ1 ……（５） 繰り返しの途中では、
【００２４】
【数６】 ΔＬi ＝ ΔＲi-1 ＝ ΔＬi-2（＋）ΔＦi-2 ……（６） したがって、偶数連結の最後（ｉ＝ｅ）の出力Ｌ
outは、
【００２５】
【数７】 ΔＬout ＝ ΔＲe ＝ ΔＬ1（＋）ΔＦ1（＋）ΔＦe ……（７） となり、ここで、例えば、ΔＦ1＝０ となるような適当
な平文を選択すれば、
【００２６】
【数８】 ΔＦe ＝ ΔＬout（＋）ΔＬ1 ……（８） となり、既知入力と既知出力だけで関数差分出力ΔＦe
が得られる。関数差分出力が得られることにより、もし
関数に統計的な偏りが存在すれば、その偏りを利用して
最後の段の鍵に対し、解読が容易になる。
【００２７】一般に、ある暗号化関数Ｆ、入力平文Ｄ、
暗号文Ｃ、鍵Ｋにおいて、ΔＣ ＝Ｆ（Ｄ（＋）ΔＤ）
（＋）Ｆ（Ｄ） となる確率Ｐ、
【００２８】
【数９】 Ｐ ＝ Ｐｒｏｂ｛ΔＣ ＝ Ｆ（Ｄ（＋）ΔＤ）（＋）Ｆ（Ｄ）｝……（９） を考えれば、これは強度評価確率になる。すなわち、こ
れは平文Ｄを一定値だけ変化させたとき、暗号文Ｃが一
定値だけ変化する確率であり、その確率値により強度を
評価／解析できるものである。
【００２９】もし完全にランダムなＦなら、この確率は
０になる。一方、もしこれが大きくなるような組（Δ
Ｄ，ΔＣ）であれば、解読可能性が高くなる。この統計
的偏りを利用するには、多数の既知平文Ｄと暗号文Ｃの
組が必要になる。したがって、この解読を困難にするに
は、ΔＦが容易に求まらないようにするか、偏りを少な
くするように対策すればよい。 （３）線形解読概説（Linear Cryptanalysis） 線形解読法とは、暗号化関数をある線形関数と仮定して
その鍵を求める解読法である。具体的には、仮定した線
形関数から求めた鍵は、元の鍵と一致するとは限らない
が、たくさんの入出力情報から絞り込むことで元の鍵と
の類似確率を上げていく解読法であり、以下に詳細を説
明する。
【００３０】まず、暗号化関係式は、Ｃ＝Ｆ（Ｄ，Ｋ）
である。これは、関数Ｆと鍵Ｋが固定のもとでは、式
が確率１で与えられていると見なせる。線形解読法で
は、この関係を、特定の１ｂｉｔにつき成り立つと仮定
する。そして、特定の１ｂｉｔをｉとして書き換えれ
ば、Ｃi ＝ Ｆ（Ｄ，Ｋ）iとなる。この式を、ある適
当に選ばれた確率関数Ｆ'で置換すれば、Ｃi＝Ｆ'
（Ｄ，Ｋ）iとなり、もし、Ｆ'が完全にランダムなら
ば、式は１／２の確率で成立する。もし偏りがあれば、
左右には何らかの相関があるので平文Ｄと暗号文Ｃから
鍵Ｋを推定する可能性が生まれる。このように、線形解
読法は、Ｆ'を線形近似の点から与えたものである。
【００３１】ここで、適当な組（Ｄi，Ｄi'），（Ｃi，
Ｃi'）にて、差分解読の場合と同様な強度評価確率Ｐを
与えれば、
【００３２】
【数１０】 Ｐ＝Π｜Ｐｒｏｂ｛（Ｄi（＋）Ｄi'）＝（Ｃi（＋）Ｃi'）｝−０．５ ｜ ……（１０） ここで、（＋）はビット差分、Ｄi（＋）Ｄi'などはパ
リティ（０ ｏｒ １）を示す。このビット差分での確率
評価が大きければ解読が容易になる。すなわち、平文の
いくつかのビットのパリティ値と、暗号文のいくつかの
ビットのパリティ値が一致する確率が大きければ解読が
容易になる。
【００３３】次に、ビッド差分による関数部分での線形
関係の評価確率を、次のように定める。途中の入力Ｃi
と鍵Ｋiのそれぞれの中におけるあるｂｉｔの全ＸＯＲ
値を［］で示すと、途中の関数部分での線形関係の評価
確率関数Ｐを、Ｐi ＝ Ｐｒｏｂ｛Ｃi［］（＋） Ｆi
（Ｃi，Ｋi）［］＝Ｋi［］｝ とすると、全Ｉ段の近似
確率は
【００３４】
【数１１】 Ｐ ＝ ０．５ ＋ ２I-1 Π（Ｐi−０．５） ……（１１） となる。したがって、最良の近似確率を得るには｜２
I-1 Π（Ｐi−０．５）｜が最大になる問題に帰着す
る。
【００３５】このように、構造既知なファイステル暗号
のもつ、固有のビット差分線形近似相関関係を、予め詳
しく調べておけば、大量の選択した平文とその暗号文か
ら、このようなビット差分線形関係から統計的偏りを利
用して鍵のｂｉｔ推測ができ易くなる。
【００３６】また、差分攻撃が、ワード差分の統計的偏
りを利用するに対して、線形攻撃では、ｂｉｔ差分の統
計的偏りを利用したものであり、本質的には、どちらも
差分特性の固有の統計的偏り特性を利用して、鍵候補を
絞り込んで行く解読手法である。鍵候補を絞り込んで行
くために、どちらの方法も、大量の既知な平文と暗号文
を必要とし、実際には容易に解読されない。
【００３７】長年に強度が認められてきたＤＥＳは、差
分線形解読にもある程度の耐性があることが知られてい
る。結局、ＤＥＳなどの長年強さが認められている暗号
の強度を増加させる簡単な方法は、鍵のビット数を増加
させることや段数を増加させることである。その対策を
したＴｒｉｐｌｅＤＥＳは、鍵の長さを倍に、段数を３
倍にしており大変強い暗号になっている。しかし、段数
を３倍にしたことにより処理速度が低下するという欠点
がある。
【００３８】本発明の目的は、上記のような点に鑑みて
なされたものであり、ループ処理を伴うビット置換を、
ループ処理を伴わない演算関数により行うことで、暗号
化処理を高速に行う暗号化装置および暗号化方法を提供
することを目的とする。
【００３９】また、本発明の他の目的は、演算関数の構
造を多重化することにより、暗号解読強度の強い暗号化
装置および暗号化方法を提供することを目的とする。
【００４０】
【課題を解決するための手段】本発明では上記課題を解
決するために、暗号化と復号に使用する共通の鍵によ
り、暗号化を行う暗号化装置において、データと論理演
算し線形暗号化を行うための入力変数である暗号鍵と、
媒介変数として使用される係数を生成する媒介変数生成
部と、平文を分割し複数の分割データとして出力する分
岐関数演算手段と、複数の分割データを所定の演算関数
により構成される可逆バイゼクション関数を用いて、暗
号鍵と同じ大きさに拡大置換し分割拡大データとして出
力する可逆バイゼクション関数演算手段とを有し、係数
を媒介することにより可逆バイゼクション関数内部の前
記演算関数、あるいは内部構造を可変にする初期処理部
と、分割拡大データと暗号鍵とを入力変数として非線形
に暗号化し、暗号化した複数のデータを交換し分割拡大
暗号化データとして出力する非線形暗号化ブロック処理
部と、演算関数の逆関数により、分割拡大暗号化データ
を分割データと同じ大きさに縮小置換し分割暗号化デー
タとして出力する可逆バイゼクション逆関数演算手段
と、分割暗号化データを合成し暗号文として出力する合
成関数演算手段とを有し、係数を媒介することにより可
逆バイゼクション逆関数内部の演算関数、あるいは内部
構造を可変にする後処理部と、を有することを特徴とす
る暗号化装置が提供される。
【００４１】上記構成によれば、初期処理部により、平
文を分割し複数の分割データとして出力し、複数の分割
データを演算関数により暗号鍵と同じ大きさに拡大置換
し分割拡大データとして出力する。ここで、演算関数
は、係数を媒介することにより拡大置換処理を可変にす
る。また係数は、媒介変数生成部により生成される。そ
して、非線形暗号化ブロック処理部により、分割拡大デ
ータと暗号鍵とを入力変数として非線形に暗号化し、暗
号化した複数のデータを交換し分割拡大暗号化データと
して出力する。さらに、後処理部により、演算関数の逆
関数を使い分割拡大暗号化データを分割データと同じ大
きさに縮小置換し分割暗号化データとして出力し、分割
暗号化データを合成し暗号文として出力する。ここで、
演算関数は、係数を媒介することにより縮小置換処理を
可変にする。
【００４２】また、本発明では上記課題を解決するため
に、暗号化と復号に使用する共通の鍵により、復号を行
う復号装置において、データと論理演算し線形復号を行
うための入力変数である復号鍵と、媒介変数として使用
される係数を生成する媒介変数生成部と、平文を分割し
複数の分割データとして出力する分岐関数演算手段と、
複数の分割データを所定の演算関数により構成される可
逆バイゼクション関数を用いて、復号鍵と同じ大きさに
拡大置換し分割拡大データとして出力する可逆バイゼク
ション関数演算手段とを有し、係数を媒介することによ
り可逆バイゼクション関数内部の前記演算関数、あるい
は内部構造を可変にする初期処理部と、分割拡大データ
と復号鍵とを入力変数として非線形に復号し、復号した
複数のデータを交換し分割拡大復号データとして出力す
る非線形復号ブロック処理部と、演算関数の逆関数によ
り、分割拡大復号データを分割データと同じ大きさに縮
小置換し分割復号データとして出力する可逆バイゼクシ
ョン逆関数演算手段と、分割復号データを合成し復号文
として出力する合成関数演算手段とを有し、係数を媒介
することにより可逆バイゼクション逆関数内部の前記演
算関数の逆関数、あるいは内部構造を可変にする後処理
部と、を有することを特徴とする復号装置が提供され
る。
【００４３】上記構成によれば、初期処理部により、暗
号文を分割し複数の分割データとして出力し、複数の分
割データを演算関数により復号鍵と同じ大きさに拡大置
換する。ここで、演算関数は、係数を媒介することによ
り拡大置換処理を可変にする。また係数は、媒介変数生
成部により生成される。そして、非線形復号ブロック処
理部により、分割データと復号鍵とを入力変数として非
線形に復号し、復号した複数の分割復号データを交換し
て出力する。さらに、後処理部により、演算関数の逆関
数を使い分割復号データを分割データと同じ大きさに縮
小置換し、分割データを合成し平文として出力する。こ
こで、演算関数は、係数を媒介することにより縮小置換
処理を可変にする。
【００４４】さらに、本発明では上記課題を解決するた
めに、暗号化と復号を同一の共通鍵により行う暗号化／
復号システムにおいて、データと論理演算し線形暗号化
を行うための入力変数である暗号鍵と、媒介変数として
使用される係数を生成する媒介変数生成部と、平文を分
割し複数の分割データとして出力する分岐関数演算手段
と、複数の分割データを所定の演算関数により構成され
る可逆バイゼクション関数を用いて、暗号鍵と同じ大き
さに拡大置換し分割拡大データとして出力する可逆バイ
ゼクション関数演算手段とを有し、係数を媒介すること
により可逆バイゼクション関数内部の前記演算関数、あ
るいは内部構造を可変にする初期処理部と、分割データ
と暗号鍵とを入力変数として非線形に暗号化し、暗号化
した複数の分割暗号化データを交換して出力する非線形
暗号化ブロック処理部と、演算関数の逆関数により、分
割暗号化データを分割データと同じ大きさに縮小置換す
る可逆バイゼクション逆関数演算手段と、分割データを
合成し暗号文として出力する合成関数演算手段とを有
し、係数を媒介することにより可逆バイゼクション逆関
数内部の前記演算関数の逆関数、あるいは内部構造を可
変にする後処理部と、を備えた暗号化装置と、データと
論理演算し線形復号を行うための入力変数である復号鍵
と、媒介変数として使用される係数を生成する媒介変数
生成部と、平文を分割し複数の分割データとして出力す
る分岐関数演算手段と、複数の分割データを所定の演算
関数により構成される可逆バイゼクション関数を用い
て、復号鍵と同じ大きさに拡大置換し分割拡大データと
して出力する可逆バイゼクション関数演算手段とを有
し、係数を媒介することにより可逆バイゼクション関数
内部の前記演算関数、あるいは内部構造を可変にする初
期処理部と、分割データと復号鍵とを入力変数として非
線形に復号し、復号した複数の分割復号データを交換し
て出力する非線形復号ブロック処理部と、演算関数の逆
関数により、分割復号データを分割データと同じ大きさ
に縮小置換する可逆バイゼクション逆関数演算手段と、
分割データを合成し復号文として出力する合成関数演算
手段とを有し、係数を媒介することにより可逆バイゼク
ション逆関数内部の前記演算関数の逆関数、あるいは内
部構造を可変にする後処理部と、を備えた復号装置と、
を有することを特徴とする暗号化／復号システムが提供
される。
【００４５】上記構成によれば、初期処理部により、平
文を分割し複数の分割データとして出力し、複数の分割
データを演算関数により復号鍵と同じ大きさに拡大置換
する。ここで、演算関数は、係数を媒介することにより
拡大置換処理を可変にする。また係数は、媒介変数生成
部により生成される。そして、非線形復号ブロック処理
部により、分割データと復号鍵とを入力変数として非線
形に復号し、復号した複数の分割復号データを交換して
出力する。さらに、後処理部により、演算関数の逆関数
を使い分割復号データを分割データと同じ大きさに縮小
置換し、分割データを合成し復号文として出力する。こ
こで、演算関数は、係数を媒介することにより縮小置換
処理を可変にする。
【００４６】一方、初期処理部により、暗号文を分割し
複数の分割データとして出力し、複数の分割データを演
算関数により暗号鍵と同じ大きさに拡大置換し、係数を
媒介することにより拡大置換処理を可変にする。その係
数は、媒介変数生成部により生成される。そして、非線
形暗号化ブロック処理部により、分割データと暗号鍵と
を入力変数として非線形に暗号化し、暗号化した複数の
分割暗号化データを交換して出力する。さらに、後処理
部により、演算関数の逆関数を使い分割暗号化データを
分割データと同じ大きさに縮小置換し、分割データを合
成し元の平文として出力する。ここで、演算関数は、係
数を媒介することにより縮小置換処理を可変にする。
【００４７】
【発明の実施の形態】以下、本発明の実施の形態を図面
を参照して説明する。ここで、一般に現代の暗号手法が
満たされる条件として、以下に示すような規約が共通に
認識されている。 ［現代暗号成立規約］以下のものが満たされない暗号
は、暗号として認められない。
【００４８】１．鍵以外の全ての情報(内部処理等)が公
開されていること。 ２．その条件にて、暗号が、計算量的に十分な強さをも
つこと。 つまり、暗号はその処理構造が公開され、しかも、全て
のデータ（平文、暗号文等）が知られていても鍵が解読
されない条件にて暗号として認められる。すなわち、暗
号アルゴリズムや暗号文が公開されていても、鍵という
パラメータさえ秘密に保っておけば安全性が確保できる
という条件である。したがって、本発明は、この条件を
満たす秘密鍵暗号（共通鍵暗号）に属し、この条件を満
たす構造を成すものである。
【００４９】図１は本発明の暗号化装置の原理図であ
る。暗号化装置１は、データと論理演算し線形暗号化を
行うための入力変数である暗号鍵Ｋ、メッセージの１ブ
ロック（Ｎビット）分のデータである平文Ｄ、メッセー
ジとは全く異なる１ブロック（Ｎビット）分のデータで
ある暗号文Ｃ、媒介変数である係数を生成する媒介変数
生成部Ｖ、平文Ｄを分割し、その分割データを暗号鍵Ｋ
と同じ大きさに置換する初期処理関数（以下、ＰＩ関数
と略称する）１０、非線形の暗号化を行う非線形暗号化
ブロック２０、暗号化された分割暗号データを元の分割
データと同じ大きさに置換する後処理関数（以下、ＰＩ
-1関数と略称する）３０から構成される。ここで、ＰＩ
関数１０は、分岐関数（以下、Ｂｒ関数と略称する）１
１、可逆バイゼクション（bijection）関数（以下、Ｐ
Ｐ関数と略称する）１２を有している。また、ＰＩ-1関
数３０は、合成関数（逆分岐関数：以下、Ｂｒ-1関数と
略称する）３１、可逆バイゼクション逆関数（以下、Ｐ
Ｐ-1関数と略称する）３２を有している。
【００５０】媒介変数生成部Ｖは、置換処理（ＰＩ関数
１０、ＰＩ-1関数３０）における媒介変数である係数を
生成する。これは、ＰＩ関数１０やＰＩ-1関数３０に
て、係数を媒介することにより、ＰＰ関数１２やＰＰ-1
関数３２内部の演算関数、あるいは内部構造を可変にす
ることができる。また、ここで生成される係数は、様々
な値が考えられ、例えば生成値が一定の固定値、生成毎
に生成値が可変の可変値である。
【００５１】Ｂｒ関数１１は、１ブロック（Ｎビット）
分の入力データである平文Ｄを等分割し、等分割した複
数の分割データをＰＰ関数１２へ出力する。ＰＰ関数１
２は、可逆変換可能な全単射（一対一写像）の写像関数
であり、Ｂｒ関数１１により分割された複数の分割デー
タを、内部の演算関数により暗号鍵Ｋと同じ大きさに拡
大置換し分割拡大データとして出力する。ここで、ＰＰ
関数１２は、内部の演算関数として、前置関数（Ｐｒ関
数）１２１、置換関数（Ｐ関数群）１２２、後置関数
（Ｐｏ関数）１２３を有するが、詳細は図２にて説明す
る。
【００５２】非線形暗号化ブロック２０は、ＰＩ関数１
０にて分割拡大された分割拡大データと、暗号鍵Ｋとを
変数として入力し、非線形に暗号化を行う。そして、暗
号化した複数のデータを交換し、分割拡大暗号化データ
としてＰＩ-1関数３０に対し出力する。ここで、非線形
のブロック暗号化構造として、例えばＤＥＳなどは、フ
ェイステル（Feistel）暗号構造をもち、内部のｆ関数
により非線形暗号化が行われている。なお、非線形暗号
化ブロック２０内に、ＤＥＳのｆ関数と同類のものがあ
れば、ＰＰ関数１２をＰＩ関数１０内ではなく、ｆ関数
内に含むことで、全ての拡大置換処理を関数化すること
ができる。また、その場合には、ＰＩ-1関数３０内のＰ
Ｐ-1関数３２は不要となる。
【００５３】ＰＰ-1関数３２は、可逆変換可能な全単射
（一対一写像）の写像関数であり、非線形暗号化ブロッ
ク２０からの複数の分割拡大暗号化データを、内部の演
算関数により分割データと同じ大きさに縮小置換し分割
暗号化データとして出力する。ここで、ＰＰ-1関数３２
は、内部の演算関数として、前置関数（Ｐｒ-1関数）３
２１、逆置換関数（Ｐ-1関数）３２２、後置関数（Ｐｏ
-1関数）３２３を有するが、詳細は図２にて説明する。
【００５４】Ｂｒ-1関数３１は、ＰＰ-1関数３２からの
複数の分割暗号化データを合成する。そして、合成した
複数の分割暗号化データを、１ブロック（Ｎビット）の
データである暗号文Ｃとして出力する。
【００５５】次に、本発明の暗号化装置について、図を
参照して具体的に説明する。図２は、可逆バイゼクショ
ン関数の構造を示すブロック図である。ここで、ＰＰ関
数（可逆バイゼクション関数）は、ビット置換などのブ
ロック処理に対し、従来のハードウェア処理に適した構
造ではなく、ソフトウェア処理に適した演算関数群によ
る構造を成している。
【００５６】ＰＰ関数１２は、前置関数（Ｐｒ関数）１
２１と後置関数（Ｐｏ関数）１２３とその間の置換関数
（以下、Ｐ関数群と称する）１２２から構成される。Ｐ
Ｐ関数１２は、数式によっても表すことができ、前置関
数１２１をＰｒ、Ｐ関数群１２２をＰ１〜Ｐｋ、後置関
数をＰｏ、可変係数をＶｗ、ｋ次連結の連結数をｋ、総
合入出力（Ｒｘ，Ｌｘ）、（Ｒｙ，Ｌｙ）として、数式
により表すと、
【００５７】
【数１２】 ＰＰ（Ｖｗｋ，Ｒｘ，Ｌｘ）＝（Ｒｙ，Ｌｙ）＝Ｐｏ・Ｐｋ．．．Ｐ１・Ｐｒ ＰＰ-1（Ｖｗｋ，Ｒｘ，Ｌｘ）≡Ｐｒ-1・Ｐ１・．．．・Ｐｋ・Ｐｏ-1 もし、Ｐ１・．．．・Ｐｋ≡Ｐｋ・．．．・Ｐ１ならば ＰＰ-1（Ｖｗｋ，Ｒｘ，Ｌｘ）≡Ｐｒ-1・Ｐｋ．．．Ｐ１・Ｐｏ-1……（１２） となる。ここで、もし、Ｐｏ＝Ｐｒ-1なら、ＰＰ関数は
インボルーション構造をもつ。
【００５８】本発明ではＰＰ関数がインボルーションで
ある場合を推奨するが、限定はしない。前置関数１２１
は、分割データをＰ関数群１２２で、処理可能なデータ
形式に一時的に変換する。なお、前置関数１２１は、Ｐ
関数群１２２よりも高速な関数を選定する条件のもとで
任意とする。
【００５９】Ｐ関数群１２２は、Ｐ関数１２２１〜Ｐ関
数１２２ｋから構成されている。また、Ｐ関数群１２２
は、可逆変換可能な全単射（一対一写像）の写像関数群
であり、複数の分割データを、暗号鍵Ｋと同じ大きさに
拡大置換する演算関数であるＰ関数１２２１を複数連結
（ｋ次連結）した関数群である。なお、Ｐ関数１２２１
〜Ｐ関数１２２ｋは、データの大きさを拡大できる関数
であれば、どのような関数でもよいし、それぞれ別々の
関数であってもよい。また、Ｐ関数の詳細については、
図３により説明する。
【００６０】後置関数１２３は、Ｐ関数群１２２により
処理されたデータを出力形式（図１における非線形暗号
化ブロック２０で、処理可能な形式）に変換する。な
お、後置関数１２３は、Ｐ関数群１２２よりも高速な関
数を選定する条件のもとで任意とする。
【００６１】図３は、Ｐ関数の構造を示すブロック図で
ある。ここで、Ｐ関数は、ビット置換などのブロック処
理に対し、従来のハードウェア処理に適した構造ではな
く、ソフトウェア処理に適した演算関数である。また、
一般的なＰ関数とは、マルチ入出力系のインボルーショ
ン関数であるが、ここでは一例として２入力２出力とす
る。なお、Ｐ関数の構造は、図２におけるＰ関数１２２
１により、代表して説明する。
【００６２】Ｐ関数１２２１は、内部関数ｐ１とＸＯＲ
演算（＋）とから構成される。そして、それら関数を構
成するブロック（Ｐ関数１２２１）の入力は、左側入力
を示すＬｗ、右側入力を示すＲｗ、可変係数を示すＶｗ
であり、出力は、左側出力を示すＬｏ、右側出力を示す
Ｒｏである。また、Ｐ関数１２２１は、可逆変換可能な
全単射（一対一写像）の写像関数であり、複数の分割デ
ータを、可変係数Ｖｗを入力変数にして拡大置換する演
算関数である。ここで、Ｐ関数１２２１の構造は数式に
より表すことができ、最も基本的な直結ユニット構造に
おいて、単に可変係数ＶｗをＶｗ、入力を（Ｒｗ，Ｌ
ｗ）、出力を（Ｒｏ，Ｌｏ)、内部関数ｐ１をｐ（Ｖ
ｗ，Ｒｗ，Ｌｗ）＝（ｐｒ，ｐｌ）とすれば、
【００６３】
【数１３】 Ｐ（Ｖｗ，Ｒｗ，Ｌｗ）＝（Ｐｒ，Ｐｌ）＝（Ｒｗ（＋）ｐｒ，Ｌｗ（＋）ｐｌ ）≡Ｐ-1 ……（１３） である。
【００６４】ここで、上記の式を満たすＰ関数１２２１
は無数に存在し、例えば図８にて後述する両関数結合型
での関数ブロックもＰ関数１２２１に含まれる。したが
って、本発明では基本的にこの図でのＰ関数１２２１を
定めることはせず、任意に定められるＰ関数１２２１は
連結構造をもち、総合構造として図２に示す構造を基本
的なＰＰ関数１２として定めている。
【００６５】次に、上記したＰ関数のバイゼクション−
バリエーションを拡大する構造として、図４を参照して
説明する。図４は、拡張したＰ関数を示すブロック図で
ある。
【００６６】Ｐ関数１２２１ａは、内部関数ｑ、内部関
数ｐ２、およびＸＯＲ演算（＋）から構成される。ここ
で、単に内部関数ｑをｑ、内部関数ｐ２をｐとして、こ
の構造を数式で表すと、
【００６７】
【数１４】 ｑ（Ｖｗ，Ｒｗ，Ｌｗ）＝（ｑｒ，ｑｌ） ｐ（Ｖｗ，ｑｒ，ｑｌ）＝（ｐｒ，ｐｌ） ……（１４） である。そして、ｑへの可逆入力ｉｎに対して常に
【００６８】
【数１５】 Ｐ（ｑ（ｉｎ））≡Ｐ-1（ｑ（ｉｎ）） ……（１５） の関係が成立するものを定める。
【００６９】このような分離した内部関数ｑ、内部関数
ｐ２による全てのＰ関数は、内部関数ｐ２（図３におけ
るｐ１）のみより多くの組み合わせが可能となる。した
がって、インボルーション保存と無数のバイゼクション
−バリエーションを確立できるという利点がある。
【００７０】このように、上記したＰ関数などから構成
されるＰＰ関数１２は複数の関数からなる関数群であ
り、置換処理におけるビット検索処理を必要とせず、基
本的に高速処理可能な構造をもっている。
【００７１】本発明は、このような内部基本構造を定め
たＰ関数の連結構造を内部に含む可逆バイゼクション関
数としてＰＰ関数を定めるものである。図５は本発明の
暗号化装置の構造における第１の実施例を示すブロック
図である。
【００７２】暗号化装置２００は、初期処理関数（ＰＩ
関数）２１０、フェイステルブロック処理部２２０、後
処理関数（ＰＦ関数（ＰＩ-1関数））２３０、可変係数
処理部２４０から構成されている。ここで、初期処理関
数２１０は、分岐関数（Ｂｒ関数）２１１、可逆バイゼ
クション関数（ＰＰ関数）２１２を有している。また、
フェイステルブロック処理部２２０は、図６にて後述す
るフェイステル内部関数（ｆ関数）、交換関数（Ｓｗａ
ｐ）を有している。さらに、後処理関数２３０は、分岐
逆関数（Ｂｒ-1関数）２３１、可逆バイゼクション逆関
数（ＰＰ-1関数）２３２を有している。
【００７３】なお、この図の説明は、関数による数式と
して表現でき、単に暗号化装置２００の総合暗号関数を
Ｆ、初期処理関数２１０をＰＩ、可逆バイゼクション関
数２１２をＰＰ、フェイステルブロック処理部２２０の
総合関数をＧ、フェイステル内部関数をｆ、後処理関数
２３０をＰＦ（ＰＩ-1）、交換関数をＳｗａｐ、分岐関
数をＢｒ、左分岐データをＬ、右分岐データをＲ、可変
係数処理部２４０から出力される可変係数をＶ、段の番
号をｍ、ＸＯＲ演算（排他的論理和）を“（＋）”、関
数直列結合を“・”により表現できる。関数直列接続と
は、例えばｆ3（ｃ）・ｆ2（ｂ）・ｆ1（ａ）＝ｆ
1（ａ）→ｆ2（ｂ）→ｆ3（ｃ）と、各関数に対し順を
追って処理する結合関係を示す。
【００７４】初期処理関数２１０は、平文Ｄを分岐関数
（Ｂｒ関数）２１１により等分割し、等分割した分割デ
ータを可逆バイゼクション関数（ＰＰ関数）２１２によ
り拡大置換する。これを数式にすると、適当な可逆バイ
ゼクション関数ＰＰ（Ｖ，Ｂｒ（Ｄ））と分岐関数Ｂｒ
により表すことができ、これら全体の結合関数として、
【００７５】
【数１６】 ＰＩ ＝ ＰＰ・Ｂｒ ……（１６） である。一方、逆関数は
【００７６】
【数１７】 ＰＩ-1 ＝ Ｂｒ-1 ・ＰＰ-1 ……（１７） である。
【００７７】フェイステルブロック処理部２２０は、分
割データを適当な非線形内部関数ｆ（Ｋ，Ｒ，Ｌ）＝
（ｆｒ，ｆｌ）により非線形の暗号化を行い、ＸＯＲ演
算（排他的論理和）により線形の暗号化を行う。これを
数式にすると、ｍ段におけるブロック暗号化処理とし
て、関数Ｇ＿ｍの式として表すことができる。ここで、
関数Ｇ＿ｍは、両結合（図６にて後述）と片結合（図１
１にて前述）に大別でき、両結合の場合には、
【００７８】
【数１８】 Ｇ＿ｍ ＝ Ｓｗａｐ（Ｒ＿ｍ（＋）ｆｒ＿ｍ，Ｌ＿ｍ（＋）ｆｌ＿ｍ） ……（１８） である。また片結合の場合には、
【００７９】
【数１９】 Ｇ＿ｍ ＝ Ｓｗａｐ（Ｒ＿ｍ，Ｌ＿ｍ（＋）ｆｌ＿ｍ） ……（１９） であるが、以下ではこれらも含む代表として暗黙に両結
合で代表する。さらに、全ての段数にて処理されたブロ
ック処理、すなわち総合は、最大段数をｚとして、
【００８０】
【数２０】 Ｇ ＝ Ｇ＿ｚ・．．．・Ｇ＿ｍ・．．．・Ｇ＿１ ……（２０） と表すことができる。一方、フェイステルブロック処理
部２２０は、インボルーション構造をとるため、復号時
（関数Ｇ-1：関数Ｇの逆関数）は、合同関係と捉えるこ
とができる。したがって、
【００８１】
【数２１】 Ｇ-1 ≡ Ｇ＿ｚ・．．．・Ｇ＿ｍ・．．．・Ｇ＿１ ＝ Ｇ ……（２１） である。
【００８２】なお、本発明におけるｆは、次の条件が満
たされれば基本的に任意である。 ［条件］ １．ＤＥＳに使用されているような強い暗号を構成する
ｆ関数である。
【００８３】２．もしｆ関数がＤＥＳと同類ならば、ｆ
関数内部にＰＰ関数構造を含む。後処理関数２３０は、
暗号化された分割データＳｗａｐ（Ｇ）を可逆バイゼク
ション逆関数（ＰＰ-1関数）２３２により縮小置換し、
分岐逆関数（Ｂｒ-1関数）２３１により合成する。これ
を数式にすると、適当な可逆バイゼクション逆関数ＰＰ
-1（Ｖ，Ｓｗａｐ（Ｇ））と分岐逆関数Ｂｒ-1 により
表すことができ、後処理関数２３０をＰＦとして、
【００８４】
【数２２】 ＰＦ ＝ Ｂｒ-1・ＰＰ-1 ＝ ＰＩ-1 ……（２２） である。
【００８５】可変係数処理部２４０は、適当な可変係数
Ｖが、平文Ｄと暗号鍵Ｋに依存して適便に決定される。
その関係をＶ｛Ｋ，Ｄ｝で示し、Ｖ｛Ｋ，Ｄ｝を満たす
ものであればどのような係数であってもよい。なお、可
変係数Ｖは、暗号鍵Ｋまたは平文Ｄの一部を利用したも
のであってもよく、また当然のごとく関数Ｖ（Ｋ，Ｄ）
であってもよい。
【００８６】以上のような処理について、全体の処理を
数式で表現すると、
【００８７】
【数２３】 暗号化：Ｃ ＝ Ｆ（Ｄ，Ｋ）＝ ＰＦ・Ｇ・ＰＩ ＝ Ｂｒ-1・ＰＰ-1・Ｇ ・ＰＰ・Ｂｒ 復号：Ｄ ＝ Ｆ（Ｃ，Ｋ）＝ Ｂｒ-1・ＰＰ-1・Ｇ-1・ＰＰ・Ｂｒ≡ Ｂｒ -1 ・ＰＰ-1・Ｇ・ＰＰ・Ｂｒ ……（２３） となる。
【００８８】図６は両関数結合型のフェイステル構造を
示すブロック図である。上記したフェイステルブロック
処理部２２０に対応する両関数結合型のフェイステル構
造２２０ａは、図６に示すように両関数結合のｆ関数２
２１ａと交換関数２２２ａによって構成されている。
【００８９】ｆ関数２２１ａは、ｍ段での右側入力をＲ
＿ｍ、左側入力をＬ＿ｍ、鍵をＫ＿ｍとした場合、関数
の内部は、第一拡大置換Ｔ１（Ｒ＿ｍ，Ｌ＿ｍ）、鍵Ｋ
＿ｍとのＸＯＲ結合ＴＫ（Ｔ１，Ｋ＿ｍ）＝Ｔ１（＋）
Ｋ＿ｍ、Ｓ−Ｂｏｘ置換Ｓ(Ｔ１（＋）Ｋ＿ｍ)、および
置換Ｔ２（Ｓ）から構成され、両関数結合となってい
る。これらの関係は数式により表現することができ、ｆ
関数２２１ａを単にｆとすると、
【００９０】
【数２４】 ｆ（Ｋ＿ｍ，Ｒ＿ｍ，Ｌ＿ｍ）＝Ｔ２・Ｓ・ＴＫ ……（２４） である。交換関数２２２ａをＳｗａｐ（）として、ブロ
ック図全体を関数Ｇで示せば、
【００９１】
【数２５】 Ｇ（Ｋ＿ｍ，Ｒ＿ｍ，Ｌ＿ｍ）＝Ｓｗａｐ（Ｒ＿ｍ（＋）ｆ（Ｋ＿ｍ，Ｒ＿ｍ， Ｌ＿ｍ）， Ｌ＿ｍ（＋）ｆ（Ｋ＿ｍ，Ｒ＿ｍ，Ｌ＿ｍ））……（２５） であり、Ｇ≡Ｇ-1の合同関係となる。このフェイステル
構造が１６段構成されており、各段に鍵スケジュールに
て生成された固有の鍵が与えられる。この１６段の処理
にて、データはかく乱される。
【００９２】なお、図５では、鍵が１つであり、ＤＥＳ
と同じような１ＢＬＯＣＫが６４ｂｉｔであるデータを
扱う場合には、鍵の長さも６４ｂｉｔ以内が普通であ
る。例えば、ｆ関数にＤＥＳのｆ関数を適用した場合に
は、鍵は５６ｂｉｔになる。すると、シラミつぶし解読
攻撃にて容易に解読されてしまう危険性がある。そこ
で、ＴｒｉｐｌｅＤＥＳと同じような拡張を行えば、こ
の問題は解決するが、処理速度が３倍に遅くなる。
【００９３】第２の実施例では、高速処理可能なＰＰ関
数を図７のような構成に利用することにて、この問題を
解決する。また、第３および第４の実施例では、図７の
ように論理的に鍵の長さを拡張すると処理速度が低下す
る問題があり、ＰＰ関数をさらに拡張した図８、図９の
ような構成をとることにより、この問題を解決する。
【００９４】図７は本発明の暗号化装置の構造における
第２の実施例を示すブロック図である。ここでは、図５
におけるＰＰ関数は、可変係数入力Ｖをもつために、Ｖ
の代わりに第２の鍵である暗号鍵Ｋ２を利用する。鍵の
全てのｂｉｔが、利用できるようなＰ関数連結数を定め
ることにより、ＰＰ関数が鍵に依存した可逆変換を成す
ことができる。
【００９５】暗号化装置３００は、初期暗号化部（Ｐ関
数）３１０、暗号化機能部３２０、後暗号化部（Ｐ-1関
数）３３０から構成されている。ここで、初期暗号化部
３１０は、分岐関数（Ｂｒ関数）３１１、可逆バイゼク
ション関数（ＰＰ関数）３１２、および分岐逆関数（Ｂ
ｒ-1関数）３１３を有している。また、暗号化機能部３
２０は、図５にて説明した暗号化装置２００と同様の機
能をもったブロック暗号化処理部である。さらに、後暗
号化部３３０は、分岐逆関数（Ｂｒ-1関数）３３１、可
逆バイゼクション逆関数（ＰＰ-1関数）３３２、および
分岐関数（Ｂｒ関数）３３３を有している。
【００９６】なお、この図の説明は、関数による数式と
して表現でき、単に初期暗号化部３１０をＰ、可逆バイ
ゼクション関数３１２をＰＰ、暗号化機能部３２０の総
合暗号関数をＦ、後暗号化部３３０をＰ-1、分岐関数３
１１、３３３をＢｒ、分岐逆関数３１３、３３１をＢｒ
-1、関数直列結合を“・"として表現できる。
【００９７】初期暗号化部３１０は、平文Ｄを分岐関数
（Ｂｒ関数）３１１により等分割し、等分割した分割デ
ータを可逆バイゼクション関数（ＰＰ関数）３１２によ
り拡大置換し分割拡大データとして出力する。ここで、
ＰＰ関数３１２は、暗号鍵Ｋ２を媒介して、暗号鍵Ｋ２
に対応した拡大置換演算を行う。そして、拡大置換した
分割拡大データを分岐逆関数（Ｂｒ-1関数）３１３によ
り合成し、初期暗号化拡大データＤ´として出力する。
これを数式にすると、適当な可逆バイゼクション関数Ｐ
Ｐ（Ｋ２，Ｄ）、分岐関数Ｂｒ、分岐逆関数Ｂｒ-1によ
り表すことができ、これら全体の結合関数として、
【００９８】
【数２６】 Ｐ（Ｄ） ＝ Ｂｒ-1・ＰＰ・Ｂｒ ＝ Ｄ´ ……（２６） である。
【００９９】暗号化機能部３２０は、図５のおける暗号
化装置２００と同様な構成である。なお、暗号化機能部
３２０は、ＤＥＳなどの従来のブロック暗号化処理構成
でもよい。また、暗号化装置２００については、既に図
５にて説明しているので省略する。さらに、関係式は、
暗号化機能部３２０の総合暗号関数をＦ、入力パラメー
タを暗号鍵Ｋ１、初期暗号化拡大データＤ´とすると、
Ｆ（Ｋ１，Ｄ´）＝Ｃ´となり、暗号化拡大データＣ´
を出力する。
【０１００】後暗号化部３３０は、暗号化された暗号文
Ｆ（Ｋ１，Ｄ´）＝Ｃ´を分岐関数（Ｂｒ関数）３３３
により等分割し、等分割した分割暗号化データを可逆バ
イゼクション逆関数（ＰＰ-1関数）３３２により縮小置
換し分割暗号化縮小データとして出力する。ここで、Ｐ
Ｐ-1関数３３２は、暗号鍵Ｋ２を媒介して、暗号鍵Ｋ２
に対応した縮小置換演算を行う。そして、縮小置換した
分割暗号化縮小データを分岐逆関数（Ｂｒ-1関数）３３
１により合成し、暗号文Ｃとして出力する。これを数式
にすると、適当な可逆バイゼクション逆関数ＰＰ-1（Ｋ
２，Ｃ´）、分岐関数Ｂｒ、分岐逆関数Ｂｒ-1 により
表すことができ、後暗号化部３３０をＰ- 1として、
【０１０１】
【数２７】 Ｐ-1 （Ｃ´）＝ Ｂｒ-1 ・ＰＰ-1・Ｂｒ ＝ Ｃ ……（２７） である。
【０１０２】以上のような処理について、全体の処理を
数式で表現すると、
【０１０３】
【数２８】 暗号化：Ｃ ＝ Ｐ-1・Ｆ・Ｐ 復号：Ｄ ＝ Ｐ-1・Ｆ-1・Ｐ ≡ Ｐ-1・Ｆ・Ｐ……（２８） となる。
【０１０４】このような構造では、ＰＰ関数による鍵
（Ｋ２）とデータ（Ｄ）に依存した可変バイゼクション
によって、内在するブロック暗号（暗号化機能部３２
０）への入出力情報が隠遁される。そして、このような
拡張によって、鍵のビット長が第１鍵（Ｋ１）と第２鍵
（Ｋ２）を加算した長さになる。つまり、Ｔｒｉｐｌｅ
ＤＥＳと同じ暗号強度を得ることができる。しかも、内
部ブロック暗号よりも十分に高速なＰＰ関数にて、総合
速度もＴｒｉｐｌｅＤＥＳよりも速くできる。
【０１０５】図８は本発明の暗号化装置の構造における
第３の実施例を示すブロック図である。なお、この図の
ＰＰｊ（ｊ＝Ｊ〜１）関数は、拡張したものであり、可
変係数入力Ｖｊ（ｊ＝Ｊ〜１）をもち、さらに暗号鍵Ｋ
ｊ（ｊ＝Ｊ〜１）を利用する。つまり、図２のＰＰ関数
を、Ｋｊの関数ＰＰｊ（Ｋｊ，Ｄｊ，Ｖｊ）に拡張す
る。また、拡張したＰＰｊ関数については、図９にて後
述する。
【０１０６】暗号化装置４００は、初期暗号化部（Ｐ関
数）４１０、暗号化機能部４２０、後暗号化部（Ｐ-1関
数）４３０から構成されている。ここで、初期暗号化部
４１０は、分岐関数（Ｂｒ関数）４１Ｊ１〜４１１１、
可逆バイゼクション関数（ＰＰｊ関数）４１Ｊ２〜４１
１２、分岐逆関数（Ｂｒ-1関数）４１Ｊ３〜４１１３、
および可変係数処理部４１Ｊ４〜４１１４から成る複数
のＱｊ関数（ＱＪ関数４１Ｊ〜Ｑ１関数４１１）を有し
ている。また、暗号化機能部４２０は、図５にて説明し
た暗号化装置２００と同様の機能をもったブロック暗号
化処理部である。さらに、後暗号化部４３０は、分岐逆
関数（Ｂｒ-1関数）４３１１〜４３Ｊ１、可逆バイゼク
ション逆関数（ＰＰｊ-1関数）４３１２〜４３Ｊ２、分
岐関数（Ｂｒ関数）４３１３〜４３Ｊ３、および可変係
数処理部４３１４〜４３Ｊ４から成る複数のＱｊ-1関数
（Ｑ-1１関数４３１〜Ｑ-1Ｊ関数４３Ｊ）を有してい
る。
【０１０７】初期暗号化部４１０は、ＱＪ関数におい
て、平文Ｄを分岐関数（Ｂｒ関数）４１Ｊ１により等分
割し、等分割した分割データを可逆バイゼクション関数
（ＰＰＪ関数）４１Ｊ２により拡大置換し分割拡大デー
タとして出力する。そして、拡大置換した分割拡大デー
タを分岐逆関数（Ｂｒ-1関数）４１Ｊ３により合成し、
中間暗号化拡大データとして出力する。このようなＱＪ
関数による暗号化を伴う拡大を、ＱＪ〜Ｑ１まで多段処
理し、拡大初期化データＤ０として出力する。ここで、
ＰＰＪ関数４１Ｊ２は、可変係数処理部４１Ｊ４より生
成される可変係数Ｖと、暗号鍵Ｋ０および暗号鍵Ｋｊ
（ｊ＝Ｊ〜１）とを媒介して、可変係数Ｖ、暗号鍵Ｋ
０、および暗号鍵Ｋｊ（ｊ＝Ｊ〜１）に対応した拡大置
換演算を行う。また可変係数処理部４１Ｊ４は、鍵スケ
ジュール部により生成されるＫｊ（ｊ＝Ｊ〜１）と、平
文Ｄあるいは中間暗号拡大データとを媒介して、可変係
数（Ｖｊ（Ｋｊ，Ｄｊ））を生成する。
【０１０８】暗号化機能部４２０は、図５における暗号
化装置２００と同様な構成である。なお、暗号化機能部
４２０は、ＤＥＳなどの従来のブロック暗号化処理構成
でもよい。また、暗号化装置２００については、既に図
５にて説明しているので省略する。さらに、関係式は、
暗号化機能部４２０の総合暗号関数をＦ、入力パラメー
タを暗号鍵Ｋ０、拡大初期化データＤ０とすると、Ｆ
（Ｋ０，Ｄ０）＝Ｃ１となり、暗号化拡大データＣ１を
出力する。
【０１０９】後暗号化部４３０は、Ｑ-1１関数におい
て、暗号化された暗号文Ｆとして出力される（Ｋ０，Ｄ
０）＝Ｃ１を分岐関数（Ｂｒ関数）４３１１により等分
割する。そして、等分割した分割データを可逆バイゼク
ション逆関数（ＰＰ-1１関数）４３１２により縮小置換
し、分割縮小データとして出力する。さらに、縮小置換
した分割縮小データを分岐逆関数（Ｂｒ-1関数）４３１
３により合成し、中間暗号化データとして出力する。こ
のようなＱ-1１関数による暗号化を伴う縮小を、Ｑ-1１
〜Ｑ-1Ｊまで多段処理し、暗号文Ｃとして出力する。こ
こで、ＰＰ-1１関数４３１２は、可変係数処理部４３１
４より生成される可変係数Ｖと、暗号鍵Ｋ０および暗号
鍵Ｋｊ（ｊ＝１〜Ｊ）とを媒介して、可変係数Ｖ、暗号
鍵Ｋ０、および暗号鍵Ｋｊ（ｊ＝１〜Ｊ）に対応した縮
小置換演算を行う。また可変係数処理部４３１４は、鍵
スケジュール部により生成される暗号鍵Ｋｊ（ｊ＝１〜
Ｊ）と、暗号化拡大データＣ１あるいは中間暗号化デー
タとを媒介して、可変係数（Ｖｊ（Ｋｊ，Ｃｊ））を生
成する。
【０１１０】このような構造では、ＰＰｊ関数による鍵
（Ｋ０）とデータ（Ｄ）に依存した可変バイゼクション
によって、内在するブロック暗号（暗号化機能部４２
０）および各ユニット（Ｑ関数）への入出力情報が隠遁
される。かつ、ＰＰｊ関数が鍵の関数となり、必ずしも
ＰＰｊ関数を鍵の長さに対応するＰ連結にする必要性が
少なくなり、高速性において有利になる。
【０１１１】そして、このような拡張によって、鍵のビ
ット長が第１の鍵（Ｋ０）と複数の鍵（Ｋｊ）を加算し
た長さになる。つまり、ＴｒｉｐｌｅＤＥＳと同じ暗号
強度を得ることができる。しかも、内部ブロック暗号よ
りも十分に高速なＰＰ関数にて、総合速度もＴｒｉｐｌ
ｅＤＥＳよりも速くできる。
【０１１２】図９は、図８の拡張したＰＰｊ関数の構造
を示すブロック図である。なお、この図のＰＰｊ（ｊ＝
Ｊ〜１）関数は、拡張したものであり、可変係数入力Ｖ
ｊ（ｊ＝Ｊ〜１）をもち、さらに暗号鍵Ｋｊ（ｊ＝Ｊ〜
１）を利用する。つまり、図２のＰＰ関数を、暗号鍵Ｋ
ｊの関数ＰＰｊ（Ｋｊ，Ｄｊ，Ｖｊ）に拡張する。
【０１１３】ＰＰｊ関数１２ａは、前置関数（Ｐｒ関
数）１２ａ１と後置関数（Ｐｏ関数）１２ａ３とその間
のＰ関数群１２ａ２から構成される。ＰＰ関数１２ａ
は、数式によっても表すことができ、前置関数１２ａ１
をＰｒ、Ｐ関数群１２ａ２をＰ１〜Ｐｋ、後置関数をＰ
ｏ、可変係数をＶｗ、暗号鍵をＫ、ｋ次連結の連結数を
ｋ、総合入出力（Ｒｘ，Ｌｘ）、（Ｒｙ，Ｌｙ）とし
て、数式により表すと、
【０１１４】
【数２９】 ＰＰ（Ｖｗｋ，Ｒｘ，Ｌｘ，Ｋ）＝（Ｒｙ，Ｌｙ）＝Ｐｏ・Ｐｋ．．．Ｐ１・Ｐ ｒ ＰＰ-1（Ｖｗｋ，Ｒｘ，Ｌｘ，Ｋ）＝Ｐｒ-1・Ｐ１-1．．．Ｐｋ-1・Ｐｏ-1 ＰＰ-1（Ｖｗｋ，Ｒｘ，Ｌｘ，Ｋ）≡Ｐｒ-1・Ｐ１．．．Ｐｋ・Ｐｏ-1 ……（２９） となる。ここで、もし、Ｐｏ＝Ｐｒ-1なら、ＰＰ関数は
インボルーション構造をもつ。
【０１１５】本発明ではＰＰ関数がインボルーションで
ある場合を推奨するが、限定はしない。前置関数１２ａ
１は、暗号鍵Ｋを媒介して、分割データをＰ関数群１２
ａ２で、処理可能なデータ形式に一時的に変換する。な
お、前置関数１２ａ１は、Ｐ関数群１２ａ２よりも高速
な関数を選定する条件のもとで任意とする。
【０１１６】Ｐ関数群１２ａ２は、Ｐ関数１２ａ２１〜
Ｐ関数１２ａ２ｋから構成されている。また、Ｐ関数群
１２ａ２は、可逆変換可能な全単射（一対一写像）の写
像関数群であり、複数の分割データを、暗号鍵Ｋと同じ
大きさに拡大置換する演算関数であるＰ関数１２ａ２１
を複数連結（ｋ次連結）した関数群である。なお、Ｐ関
数１２ａ２１〜Ｐ関数１２ａ２ｋは、データの大きさを
拡大できる関数であれば、どのような関数でもよいし、
それぞれ別々の関数であってもよい。
【０１１７】後置関数１２ａ３は、暗号鍵Ｋを媒介し
て、Ｐ関数群１２ａ２により処理されたデータを出力形
式（図１における非線形暗号化ブロック２０で、処理可
能な形式）に変換する。なお、後置関数１２ａ３は、Ｐ
関数群１２ａ２よりも高速な関数を選定する条件のもと
で任意とする。
【０１１８】上記のような構成のＰＰｊ関数は、次のよ
うに拡張することができ、例えばＰＰ関数に鍵をＸＯＲ
演算することである。ＰＰｊ関数をＰＰｊ、入力データ
をＤｊ（右側：ＲＤｊ，左側：ＬＤｊ）、出力データを
Ｃｊ（右側：ＲＣｊ，左側：ＬＣｊ）、暗号鍵をＫｊ、
および可変係数をＶｊとし、これを数式で表すと、
【０１１９】
【数３０】 ＰＰｊ＝ＰＰ（Ｄｊ，Ｖｊ）（＋）Ｋｊ ＰＰｊ-1＝ＰＰ-1（Ｃｊ（＋）Ｋｊ，Ｖｊ） ……（３０） 但し、Ｄｊ＝（ＲＤｊ，ＬＤｊ）、Ｃｊ＝（ＲＣｊ，Ｌ
Ｃｊ）である。
【０１２０】また、図のように、Ｒ／Ｌラインに直列に
連結可能なＰｒ関数１２ａ１とＰｏ関数１２ａ３を暗号
鍵Ｋｊ依存に選ぶこともできる。つまり、Ｐｒ関数１２
ａ１とＰｏ関数１２ａ３とを直接に暗号鍵Ｋｊの関数と
する。この結果、可変係数Ｖｊへの暗号鍵Ｋｊの自由度
が増加してＰＰ関数構造の自由度が増加する利点が生ま
れる。なお、ＰｒとＰｏの選定は、図２に説明したよう
な処理が可能な関数であれば、どのようなものでもよ
い。
【０１２１】図１０は本発明の暗号化装置の構造におけ
る第４の実施例を示すブロック図である。なお、この図
のＰＰｊ（ｊ＝Ｊ〜１）関数は、拡張したものであり、
可変係数入力Ｖｊ（ｊ＝Ｊ〜１）をもち、さらに暗号鍵
Ｋｊ（ｊ＝Ｊ〜１）を利用する。つまり、図２のＰＰ関
数を、Ｋｊの関数ＰＰｊ（Ｋｊ，Ｄｊ，Ｖｊ）に拡張す
る。また、拡張したＰＰｊ関数については、既に図９に
て説明している。
【０１２２】暗号化装置５００は、初期暗号化部（Ｐ関
数）５１０、暗号化機能部５２０、後暗号化部（Ｐ-1関
数）５３０から構成されている。ここで、初期暗号化部
５１０は、分岐関数（Ｂｒ関数）５１Ｊ１〜５１１１、
可逆バイゼクション関数（ＰＰ関数）５１Ｊ２〜５１１
２、分岐逆関数（Ｂｒ-1関数）５１Ｊ３〜５１１３、お
よび可変係数処理部５１Ｊ４〜５１１４から成る複数の
Ｑｊ関数（ＱＪ関数５１Ｊ〜Ｑ１関数５１１）を有して
いる。また、暗号化機能部５２０は、図５にて説明した
暗号化装置２００と同様の機能をもったブロック暗号化
処理部である。さらに、後暗号化部５３０は、分岐関数
（Ｂｒ関数）５３１１〜５３Ｊ１、可逆バイゼクション
逆関数（ＰＰ-1関数）５３１２〜５３Ｊ２、分岐逆関数
（Ｂｒ-1関数）５３１３〜５３Ｊ３、および可変係数処
理部５３１４〜５３Ｊ４から成る複数のＱｊ-1関数（Ｑ
-1１関数５３１〜Ｑ-1Ｊ関数５３Ｊ）を有している。
【０１２３】初期暗号化部５１０は、ＱＪ関数５１Ｊに
おいて、平文Ｄを分岐関数（Ｂｒ関数）５１Ｊ１により
等分割し、等分割した分割データを可逆バイゼクション
関数（ＰＰ関数）５１Ｊ２により拡大置換し分割拡大デ
ータとして出力する。そして、拡大置換した分割拡大デ
ータを分岐逆関数（Ｂｒ-1関数）５１Ｊ３により合成
し、中間暗号化拡大データとして出力する。このような
ＱＪ関数による暗号化を伴う拡大を、ＱＪ〜Ｑ１まで多
段処理し、拡大初期化データＤ０として出力する。ここ
で、ＰＰ関数５１Ｊ２は、可変係数処理部５１Ｊ４より
生成される可変係数Ｖと、暗号鍵Ｋ０および暗号鍵Ｋｊ
（ｊ＝Ｊ〜１）とを媒介して、可変係数Ｖ、暗号鍵Ｋ０
および暗号鍵Ｋｊ（ｊ＝Ｊ〜１）とに対応した拡大置換
演算を行う。また可変係数処理部５１Ｊ４は、鍵スケジ
ュール部により生成されるＫｊ（ｊ＝Ｊ〜１）と、平文
Ｄあるいは中間暗号化拡大データとを媒介して、可変係
数（Ｖｊ（Ｋｊ，Ｄｊ））を生成する。
【０１２４】暗号化機能部５２０は、図５における暗号
化装置２００と同様な構成である。なお、暗号化機能部
５２０は、ＤＥＳなどの従来のブロック暗号化処理構成
でもよい。また、暗号化装置２００については、既に図
５にて説明しているので省略する。さらに、関係式は、
暗号化機能部５２０の総合暗号関数をＦ、入力パラメー
タを暗号鍵Ｋ０、拡大初期化データＤ０とすると、Ｆ
（Ｋ０，Ｄ０）＝Ｃ１となり、暗号化拡大データＣ１を
出力する。
【０１２５】後暗号化部５３０は、暗号化機能部５２０
の総合暗号関数をＦとすると、Ｑ-1１関数５３１におい
て、暗号化された暗号文Ｆとして出力される（Ｋ０，Ｄ
０）＝Ｃ１を分岐関数（Ｂｒ関数）５３１１により等分
割する。そして、等分割した分割データを可逆バイゼク
ション逆関数（ＰＰ-1１関数）５３１２により縮小置換
し、分割縮小データとして出力する。さらに、縮小置換
した分割縮小データを分岐逆関数（Ｂｒ-1関数）５３１
３により合成し、中間暗号化データとして出力する。こ
のようなＱ-1１関数による暗号化を伴う縮小を、Ｑ-1１
〜Ｑ-1Ｊまで多段処理し、暗号文Ｃとして出力する。こ
こで、ＰＰ-1１関数５３１２は、可変係数処理部５３１
４より生成される可変係数Ｖと、暗号鍵Ｋ０および暗号
鍵Ｋｊ（ｊ＝１〜Ｊ）とを媒介して、可変係数Ｖ、暗号
鍵Ｋ０、および暗号鍵Ｋｊ（ｊ＝１〜Ｊ）に対応した縮
小置換演算を行う。また可変係数処理部５３１４は、鍵
スケジュール部により生成される暗号鍵Ｋｊ（ｊ＝１〜
Ｊ）と、暗号化拡大データＣ１あるいは中間暗号化デー
タとを媒介して、可変係数（Ｖｊ（Ｋｊ，Ｃｊ））を生
成する。
【０１２６】このような構造では、ブロック暗号の暗号
鍵Ｋ０、および、ＰＰ関数による鍵とデータ（Ｄ）に依
存した構造可変バイゼクションによって、内在するブロ
ック暗号（暗号化機能部５２０）および各ユニット（Ｑ
ｊ関数）への入力情報が複雑に隠遁される。かつ、ＰＰ
関数が２種類の鍵の関数となり、必ずしもＰＰ関数やＰ
関数を複雑構成にする必要性が少なくなり、高速性にお
いて有利になる。
【０１２７】そして、このような拡張によって、鍵のビ
ット長が第１の暗号鍵（Ｋ０）と複数の鍵（Ｋｊ）を加
算した長さになる。つまり、ＴｒｉｐｌｅＤＥＳと同じ
暗号強度を得ることができる。しかも、内部ブロック暗
号よりも十分に高速なＰＰ関数にて、総合速度もＴｒｉ
ｐｌｅＤＥＳよりも速くできる。
【０１２８】以上説明した処理はコンピュータプログラ
ムに記述し、コンピュータにより実行することにより、
本発明の機能を実現することができる。また、コンピュ
ータで実行する際には、コンピュータ内のハードディス
ク等にプログラムを予め格納しておき、メインメモリに
ロードして実行する。なお、コンピュータプログラム
は、コンピュータで読み取り可能な記録媒体に記録して
おくことができる。コンピュータで読み取り可能な記録
媒体としては、磁気記録媒体、光ディスク、光磁気記録
媒体、半導体メモリ等がある。磁気記録媒体には、ハー
ドディスク、フレキシブルディスク（FD）、ＺＩＰ（Zi
p:磁気ディスクの一種）、磁気テープなどがある。光デ
ィスクには、ＤＶＤ（Digital Versatile Disc）、ＤＶ
Ｄ−ＲＡＭ（DVD Random Access Memory）、ＣＤ−ＲＯ
Ｍ（Compact Disc Read Only Memory）、ＣＤ−Ｒ（CD
Recordable）、ＣＤ−ＲＷ（CD Rewritable）などがあ
る。光磁気記録媒体には、ＭＯ（Magneto Optical Dis
k）などがある。半導体メモリには、フラッシュ・メモ
リ（Flash Memory）などがある。
【０１２９】また、コンピュータプログラムを流通させ
る場合には、例えば各コンピュータプログラムが記録さ
れたＤＶＤ、ＣＤ−ＲＯＭなどの可搬型記録媒体が販売
される。また、コンピュータプログラムをサーバの記憶
装置に格納しておき、ネットワークを介して、サーバか
らクライアントへコンピュータプログラムを転送するこ
ともできる。
【０１３０】次に、暗号化装置の処理の流れについて、
具体的に説明する。図１１は、本発明の第１の実施例に
おける暗号化処理の基本動作を説明するフローチャート
である。なお、本フローチャートの説明は、各ブロック
や関数の名称を第１の実施例である図５をもとにして行
う。
【０１３１】[Ｓ１０] 以下の各設定等に対して初期化
を行う。 ・固定Ｖの場合には、適当なＶを設定する。 ・ループ処理のための入力データ容量を得る。
【０１３２】・適当なデータバッファを作成しデータを
バッファに読み込む。 ・鍵を適当な鍵スケジュールにより設定する。 ・その他、必要な系の初期パラメータを設定する。
【０１３３】[Ｓ２０] ＰＩ関数２１０（ＰＰ関数２１
２・Ｂｒ関数２１１）、フェイステルブロック処理部２
２０、ＰＩ-1関数２３０（Ｂｒ-1関数２３１・ＰＰ-1関
数２３２）、可変係数処理部２４０により、ループ処理
を行う。なお、「ループ処理」の詳細については、図１
２にて説明する。
【０１３４】[Ｓ３０] ステップＳ２０におけるループ
処理の終了判定を行う。ここで、ループ処理が終了した
場合には、ステップＳ４０へ進み、終了していない場合
には、ステップＳ２０へ処理帰還して同様の処理を繰り
返す。
【０１３５】[Ｓ４０] ステップＳ３０にて、ループ処
理が終了したので、後処理を行う。ここで、書き込みバ
ッファを暗号文Ｃとして、ファイルへ書き込む、あるい
は、必要ならストリームデータとして全てを出力する。
書き込み、あるいは出力が終了したら、バッファを削除
して終了する。
【０１３６】図１２は、本発明の第１の実施例における
「ループ処理」を説明するフローチャートである。図１
１のステップＳ２０が実行されると、以下の流れに従っ
て処理が行われる。この処理により、平文Ｄの１ブロッ
ク（例えばＤＥＳなら６４ｂｉｔ）の暗号化処理が行わ
れる。なお、本フローチャートの説明は、各ブロックや
関数の名称を第１の実施例である図５をもとにして行
う。
【０１３７】[Ｓ２００] Ｂｒ関数２１１は、１入力２
出力の関数であり、入力データである１ブロックのデー
タを分割し、２つの分割データとして出力する。 [Ｓ２０１] ＰＰ関数２１２は、２入力２出力の関数で
あり、入力データである２つの分割データを、暗号鍵Ｋ
と同じ大きさに拡大置換し分割拡大データとして出力す
る。
【０１３８】[Ｓ２０２] フェイステルブロック処理部
２２０は、２入力２出力の関数であり、入力データであ
る２つの分割拡大データを、暗号化して２つの分割暗号
データとして出力する。
【０１３９】[Ｓ２０３] ＰＰ-1関数２３２は、２入力
２出力の関数であり、入力データである２つの分割暗号
化データを、元の分割データと同じ大きさに縮小置換
し、分割縮小データとして出力する。
【０１４０】[Ｓ２０４] Ｂｒ-1関数２３１は、２入力
１出力の関数であり、入力データである２つの分割暗号
化データを合成して、１つの暗号化された１ブロックの
暗号化データとしてバッファに書き込む。あるいは、必
要ならストリームデータとして出力する。また、出力後
は、本処理を終了して図１１のステップＳ２０へ復帰す
る。
【０１４１】図１３は、本発明の第２の実施例における
「ループ処理」を説明するフローチャートである。図１
１のステップＳ２０が実行されると、以下の流れに従っ
て処理が行われる。この処理により、平文Ｄの１ブロッ
ク（例えばＤＥＳなら６４ｂｉｔ）の暗号化処理が行わ
れる。なお、本フローチャートの説明は、各ブロックや
関数の名称を第２の実施例である図７をもとにして行
う。
【０１４２】[Ｓ２１００] Ｂｒ関数３１１は、１入力
２出力の関数であり、入力データである１ブロックのデ
ータを分割（分岐）し、２つの分割データとして出力す
る。 [Ｓ２１１０] ＰＰ関数３１２は、２入力２出力の関数
であり、入力データである２つの分割データを、暗号鍵
Ｋ１と同じ大きさに拡大置換し分割拡大データとして出
力する。ここで、拡大置換の関数演算は、暗号鍵Ｋ２を
媒介することにより行われる。
【０１４３】[Ｓ２１２０] Ｂｒ-1関数３１３は、２入
力１出力の関数であり、入力データである２つの分割拡
大データを合成し、拡大初期化データＤ´として出力す
る。ここで、暗号化機能部３２０は、１入力１出力のブ
ロック暗号化処理部であり、入力データである１つの拡
大初期化データＤ´を、暗号化して１つの拡大暗号化デ
ータＣ´として出力する。なお、暗号化機能部３２０
は、図５における暗号化装置２００と同様な構成である
ので、フローチャートの説明（ステップＳ２１３０〜ス
テップＳ２１３４）は省略する。
【０１４４】[Ｓ２１３０] この処理は、図１２のステ
ップＳ２００における処理と同様であるため、説明は省
略する。 [Ｓ２１３１] この処理は、図１２のステップＳ２０１
における処理と同様であるため、説明は省略する。
【０１４５】[Ｓ２１３２] この処理は、図１２のステ
ップＳ２０２における処理と同様であるため、説明は省
略する。なお、図７における暗号化機能部３２０の処理
は、図１２のステップＳ２０１における暗号鍵Ｋを、暗
号鍵Ｋ１に置き換えて処理する。
【０１４６】[Ｓ２１３３] この処理は、図１２のステ
ップＳ２０３における処理と同様であるため、説明は省
略する。 [Ｓ２１３４] この処理は、図１２のステップＳ２０４
における処理と同様であるため、説明は省略する。な
お、この処理では、処理後終了せずにステップＳ２１４
０へ進む。
【０１４７】[Ｓ２１４０] Ｂｒ関数３３３は、１入力
２出力の関数であり、入力データである１ブロックの拡
大暗号化データＣ´を分割（分岐）し、２つの分割拡大
暗号化データとして出力する。
【０１４８】[Ｓ２１５０] ＰＰ-1関数３３２は、２入
力２出力の関数であり、入力データである２つの分割拡
大暗号化データを、元の分割データと同じ大きさに縮小
置換し、分割暗号化データとして出力する。
【０１４９】[Ｓ２１６０] Ｂｒ-1関数３３１は、２入
力１出力の関数であり、入力データである２つの分割暗
号化データを合成して、１つの暗号化された１ブロック
の暗号化データとしてバッファに書き込む。あるいは、
必要ならストリームデータとして出力する。また、出力
後は、本処理を終了して図１１のステップＳ２０へ復帰
する。
【０１５０】なお、上記したフローチャートでは、実用
上から中間にある分岐／合成を無くした構成の方が、本
発明の目的を達成する上で最適である。したがって、本
フローチャートにおけるステップＳ２１２０、Ｓ２１３
０、Ｓ２１３４、Ｓ２１４０を無くした処理も可能とす
る。
【０１５１】図１４は、本発明の第３の実施例における
「ループ処理」を説明するフローチャートである。図１
１のステップＳ２０が実行されると、以下の流れに従っ
て処理が行われる。この処理により、平文Ｄの１ブロッ
ク（例えばＤＥＳなら６４ｂｉｔ）の暗号化処理が行わ
れる。なお、本フローチャートの説明は、各ブロックや
関数の名称を第３の実施例である図８をもとにして行
う。
【０１５２】[Ｓ２２００] Ｂｒ関数４１Ｊ１は、１入
力２出力の関数であり、入力データである１ブロックの
データを分割（分岐）し、２つの分割データとして出力
する。
【０１５３】[Ｓ２２１０] ＰＰｊ関数（ここでは、Ｐ
ＰＪ関数４１Ｊ２）は、２入力２出力の関数であり、入
力データである２つの分割データを、暗号鍵Ｋ０と同じ
大きさに拡大置換し分割拡大データとして出力する。こ
こで、拡大置換の関数演算は、暗号鍵Ｋｊを媒介するこ
とにより行われる。
【０１５４】[Ｓ２２２０] Ｂｒ-1関数４１Ｊ３は、２
入力１出力の関数であり、入力データである２つの分割
拡大データを合成し、中間暗号化拡大データとして出力
する。
【０１５５】上記したステップＳ２２００〜ステップＳ
２２２０の処理を、ｊ＝Ｊ〜１まで繰り返して多段処理
する。そして、多段処理終了後は、拡大初期化データＤ
０として出力する。なお、ステップＳ２２００〜ステッ
プＳ２２２０における関数は、予め設定された関数群で
あり、それぞれが暗号鍵Ｋｊや可変係数などを入力変数
とすることで、別々の関数となる。
【０１５６】ここで、暗号化機能部４２０は、１入力１
出力のブロック暗号化処理部であり、入力データである
１つの拡大初期化データＤ０を、暗号化して１つの暗号
化拡大データＣ１として出力する。なお、暗号化機能部
４２０は、図５における暗号化装置２００と同様な構成
であるので、フローチャートの説明（ステップＳ２２３
０〜ステップＳ２２３４）は省略する。
【０１５７】[Ｓ２２３０] この処理は、図１２のステ
ップＳ２００における処理と同様であるため、説明は省
略する。 [Ｓ２２３１] この処理は、図１２のステップＳ２０１
における処理と同様であるため、説明は省略する。
【０１５８】[Ｓ２２３２] この処理は、図１２のステ
ップＳ２０２における処理と同様であるため、説明は省
略する。なお、図８における暗号化機能部４２０の処理
は、図１２のステップＳ２０１における暗号鍵Ｋを、暗
号鍵Ｋ０に置き換えて処理する。
【０１５９】[Ｓ２２３３] この処理は、図１２のステ
ップＳ２０３における処理と同様であるため、説明は省
略する。 [Ｓ２２３４] この処理は、図１２のステップＳ２０４
における処理と同様であるため、説明は省略する。な
お、この処理では、処理後終了せずにステップＳ２２４
０へ進む。
【０１６０】[Ｓ２２４０] Ｂｒ関数４３１１は、１入
力２出力の関数であり、入力データである１ブロックの
暗号化拡大データＣ１を分割（分岐）し、２つの分割拡
大暗号化データとして出力する。
【０１６１】[Ｓ２２５０] ＰＰｊ-1関数（ここで
は、ＰＰ-1１関数４３１２）は、２入力２出力の関数で
あり、入力データである２つの分割拡大暗号化データ
を、元の分割データと同じ大きさに縮小置換し、分割暗
号化データとして出力する。
【０１６２】[Ｓ２２６０] Ｂｒ-1関数４３１３は、２
入力１出力の関数であり、入力データである２つの分割
暗号データを合成して、中間暗号化データとして出力す
る。上記したステップＳ２２４０〜ステップＳ２２６０
の処理を、ｊ＝１〜Ｊまで繰り返して多段処理する。そ
して、多段処理終了後は、１つの暗号化された１ブロッ
クの暗号化データとしてバッファに書き込む。あるい
は、必要ならストリームデータとして出力する。また、
出力後は、本処理を終了して図１１のステップＳ２０へ
復帰する。なお、ステップＳ２２４０〜ステップＳ２２
６０における関数は、予め設定された関数群であり、そ
れぞれが暗号鍵Ｋｊや可変係数などを入力変数とするこ
とで、別々の関数となる。
【０１６３】なお、上記したフローチャートでは、実用
上から中間にある分岐／合成を無くした構成の方が、本
発明の目的を達成する上で最適である。したがって、本
フローチャートにおけるステップＳ２２２０、Ｓ２２３
０、Ｓ２２３４、Ｓ２２４０を無くした処理も可能とす
る。またそのとき、ステップＳ２２００、Ｓ２２６０
は、それぞれ最初と最後に１回ずつ処理する。つまり、
ステップＳ２２１０、Ｓ２２５０のみを複数回実行する
ことになる。
【０１６４】図１５は、本発明の第４の実施例における
暗号化処理の基本動作を説明するフローチャートであ
る。なお、本フローチャートの説明は、各ブロックや関
数の名称を第４の実施例である図１０をもとにして行
う。
【０１６５】[Ｓ１１] 以下の各設定等に対して初期化
を行う。 ・固定Ｖの場合には、適当なＶを設定する。 ・ループ処理のための入力データ容量を得る。
【０１６６】・適当なデータバッファを作成しデータを
バッファに読み込む。 ・鍵を適当な鍵スケジュールにより設定する。 ・その他、必要な系の初期パラメータを設定する。
【０１６７】[Ｓ２１] 暗号鍵Ｋ０によるＰＰｊ関数構
造の可変設定を行う。これは、Ｐ関数自身、その連結
数、およびＰＰｊ関数の決定である。ここで、ブロック
暗号の暗号鍵Ｋ０によって、適当なＰ関数合成分離とそ
の連結数を総合的に決定する。さらに、Ｐ関数の連結を
内部に含む適当なＰＰｊ関数を決定する。
【０１６８】[Ｓ３１] 初期暗号化部５１０、暗号化機
能部５２０、後暗号化部５３０により、ループ処理を行
う。なお、「ループ処理」の詳細については、拡張した
本発明の第３の実施例である図１４と同様である。
【０１６９】[Ｓ４１] ステップＳ３１におけるループ
処理の終了判定を行う。ここで、ループ処理が終了した
場合には、ステップＳ５１へ進み、終了していない場合
には、ステップＳ３１へ処理帰還して同様の処理を繰り
返す。
【０１７０】[Ｓ５１] ステップＳ３１にて、ループ処
理が終了したので、後処理を行う。ここで、書き込みバ
ッファを暗号文Ｃとして、ファイルへ書き込む、あるい
は、必要ならストリームデータとして全てを出力する。
書き込み、あるいは出力が終了したら、バッファを削除
して終了する。
【０１７１】次に、本発明の暗号化処理を行った場合の
処理速度について、図１６の実験結果を参照して説明す
る。図１６は、本発明の暗号化装置により暗号化した場
合における処理速度を示す実験結果である。
【０１７２】図１６において、縦軸は処理時間［秒］、
横軸は処理方式別を示している。また、横軸のＣはＴｒ
ｉｐｌｅＤＥＳ、ＣｏｐはＴｒｉｐｌｅＤＥＳ＋ＬＵ
Ｔ、Ｆ１はＴｒｉｐｌｅＤＥＳの高速化１、Ｆ２はＴｒ
ｉｐｌｅＤＥＳの高速化２、Ｆ３は第１の実施例、ＦＥ
は第２〜第４の実施例である。この図によると、Ｃは４
４０秒、Ｃｏｐは２２０秒、Ｆ１は３５秒、Ｆ２は２４
秒、Ｆ１は１２秒、ＦＥは４秒であり、ＰＰ関数を使っ
て最も高速に処理した場合での最大差が２桁にも及んで
いる。なお、比較のためにｆ関数はＤＥＳのものを用い
ており、３５以降（Ｆ１より右側）は、ＰＰ関数の改善
等による高速化の限界を見極めたものである。ＦＥにお
いて、数連のＰＰｊ関数変換を追加しても、また、Ｐ関
数自身やその総合連結数を鍵で可変にしても、それ自体
が高速な故に殆ど時間に差がない。さらに、本発明によ
って、ソフトウェアプロセッシングであっても数十ＭＢ
／ｓオーダーを達成でき、リアルタイム圧縮と同時に１
２８／１９２／２５６ｂｉｔ鍵で暗号化しても強度と速
度を満たすことが可能である。
【０１７３】以上説明したように、初期処理関数により
１ブロック（Ｎビット）分のデータである平文Ｄを分割
し複数の分割データとして出力し、複数の分割データを
演算関数により暗号鍵と同じ大きさに拡大置換し分割拡
大データとして出力する。ここで、演算関数は、係数を
媒介することにより拡大置換処置を可変にする。その係
数は、媒介変数生成部により生成される。そして、非線
形暗号化ブロック処理部により、分割拡大データと暗号
鍵とを変数として非線形に暗号化し、暗号化した複数の
分割拡大暗号化データを出力する。この暗号鍵は、デー
タと論理演算し線形暗号化を行うための入力変数であ
る。さらに、後処理関数により、演算関数の逆関数を使
い分割拡大暗号化データを分割データと同じ大きさに縮
小置換し分割暗号化データとして出力し、分割データと
同じ大きさの分割暗号化データを、１ブロック分の暗号
化データに合成し暗号文Ｃとして出力する。ここで、逆
関数の演算関数は、係数を媒介することにより演算を可
変にする。
【０１７４】これにより、ループ処理を伴うビット置換
を、ループ処理を伴わない演算関数により行うことがで
きる。また、演算関数の構造を多重化することにより、
暗号解読強度を強くすることができる。
【０１７５】なお、上記の説明では、暗号化装置として
説明したが、同様のアルゴリズムにおいて鍵を逆順に入
力することにより、復号化装置にも適用できる。また、
上記の説明では、ソフトウェアプロセッシングとして説
明したが、部分的にハードウェアプロセッシングにも適
用できる。
【０１７６】
【発明の効果】以上説明したように、初期処理部によ
り、媒介変数生成部により生成される係数を用いて、複
数の分割データを演算関数により暗号鍵と同じ大きさに
拡大置換する。一方、後処理部により、媒介変数生成部
により生成される係数を用いて、演算関数の逆関数を使
い分割拡大暗号化データを分割データと同じ大きさに縮
小置換するようにしたので、ループ処理を伴うビット置
換を、ループ処理を伴わない演算関数により行うことが
でき、暗号化処理を高速に行うことが可能となる。
【０１７７】また非線形暗号化ブロック処理部により、
分割拡大データと暗号鍵とを変数として、演算関数によ
り非線形に暗号化し、暗号化した複数の中間分割暗号化
データを入力データとして、さらに同様の処理を繰り返
して多段出力するようにしたので、演算関数の構造を多
重化することができ、暗号解読強度を強くすることが可
能となる。
【０１７８】また、初期処理部により、媒介変数生成部
により生成される係数を用いて、複数の分割データを演
算関数により復号鍵と同じ大きさに拡大置換する。一
方、後処理部により、媒介変数生成部により生成される
係数を用いて、演算関数の逆関数を使い分割復号データ
を分割データと同じ大きさに縮小置換するようにしたの
で、ループ処理を伴うビット置換を、ループ処理を伴わ
ない演算関数により行うことができ、復号処理を高速に
行うことが可能となる。
【０１７９】また、非線形復号ブロック処理部により、
分割拡大データと復号鍵とを変数として、演算関数によ
り非線形に復号し、復号した複数の中間分割復号データ
を入力データとして、さらに同様の処理を繰り返して多
段出力するようにしたので、演算関数の構造を多重化す
ることができ、復号時における暗号解読強度を強くする
ことが可能となる。
【０１８０】さらに、初期処理部により、媒介変数生成
部により生成される係数を用いて、複数の分割データを
演算関数により暗号鍵／復号鍵と同じ大きさに拡大置換
する。一方、後処理部により、媒介変数生成部により生
成される係数を用いて、演算関数の逆関数を使い分割拡
大暗号化データ／分割拡大復号データを分割データと同
じ大きさに縮小置換するようにしたので、ループ処理を
伴うビット置換を、ループ処理を伴わない演算関数によ
り行うことができ、暗号化／復号処理を高速に行うこと
が可能となる。
【０１８１】また、非線形暗号化ブロック処理部／非線
形復号ブロック処理部により、分割データと暗号鍵／復
号鍵とを変数として、演算関数により非線形に暗号化／
復号し、暗号化／復号した複数の中間分割暗号化／中間
分割復号データを入力データとして、さらに同様の処理
を繰り返して多段出力するようにしたので、演算関数の
構造を多重化することができ、暗号解読強度を強くする
ことが可能となる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明の暗号化装置の原理図である。
【図２】本発明のＰＰ関数の構造を示すブロック図であ
る。
【図３】本発明のＰ関数の構造を示すブロック図であ
る。
【図４】本発明の拡張したＰ関数を示すブロック図であ
る。
【図５】本発明の暗号化装置の構造における第１の実施
例を示すブロック図である。
【図６】両関数結合型のフェイステル構造を示すブロッ
ク図である。
【図７】本発明の暗号化装置の構造における第２の実施
例を示すブロック図である。
【図８】本発明の暗号化装置の構造における第３の実施
例を示すブロック図である。
【図９】図８における拡張したＰＰｊ関数の構造を示す
ブロック図である。
【図１０】本発明の暗号化装置の構造における第４の実
施例を示すブロック図である。
【図１１】本発明の第１の実施例における暗号化処理の
基本動作を説明するフローチャートである。
【図１２】本発明の第１の実施例における「ループ処
理」を説明するフローチャートである。
【図１３】本発明の第２の実施例における「ループ処
理」を説明するフローチャートである。
【図１４】本発明の第３の実施例における「ループ処
理」を説明するフローチャートである。
【図１５】本発明の第４の実施例における暗号化処理の
基本動作を説明するフローチャートである。
【図１６】本発明の暗号化装置により暗号化した場合に
おける処理速度を示す図（実験結果）である。
【図１７】従来の共通鍵暗号方式の基本的な構造例を示
すブロック図である。
【図１８】従来の共通鍵暗号方式における片関数結合型
のフェイステル構造を示すブロック図である。
【図１９】従来の共通鍵暗号方式であるＤＥＳフェイス
テル構造を示すブロック図である。
【符号の説明】
１・・・暗号化装置、１０・・・初期処理関数、２０・
・・非線形暗号化ブロック処理部、３０・・・後処理関
数、１２１・・・前置関数、１２２・・・Ｐ関数群、１
２３・・・後置関数、２００・・・暗号化装置、２１０
・・・初期処理関数、２１２・・・可逆バイゼクション
関数、２２０・・・フェイステルブロック処理部、２２
０ａ・・・フェイステル構造、２２２ａ・・・交換関
数、２３０・・・後処理関数、２４０・・・可変係数処
理部、３００・・・暗号化装置、３１０・・・初期暗号
化部、３１１・・・分岐関数、３１２・・・可逆バイゼ
クション関数、３１３・・・分岐逆関数、３２０・・・
暗号化機能部、３３０・・・後暗号化部、４００・・・
暗号化装置、４１０・・・初期暗号化部、４２０・・・
暗号化機能部、４３０・・・後暗号化部、５００・・・
暗号化装置、５１０・・・初期暗号化部、５２０・・・
暗号化機能部、５３０・・・後暗号化部

Claims (17)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 暗号化と復号に使用する共通の鍵によ
    り、暗号化を行う暗号化装置において、 データと論理演算し線形暗号化を行うための入力変数で
    ある暗号鍵と、 媒介変数として使用される係数を生成する媒介変数生成
    部と、 平文を分割し複数の分割データとして出力する分岐関数
    演算手段と、前記複数の分割データを所定の演算関数に
    より構成される可逆バイゼクション関数を用いて、前記
    暗号鍵と同じ大きさに拡大置換し分割拡大データとして
    出力する可逆バイゼクション関数演算手段とを有し、前
    記係数を媒介することにより前記可逆バイゼクション関
    数内部の前記演算関数、あるいは内部構造を可変にする
    初期処理部と、 前記分割拡大データと前記暗号鍵とを入力変数として非
    線形に暗号化し、暗号化した複数のデータを交換し分割
    拡大暗号化データとして出力する非線形暗号化ブロック
    処理部と、 前記演算関数の逆関数により、前記分割拡大暗号化デー
    タを前記分割データと同じ大きさに縮小置換し分割暗号
    化データとして出力する可逆バイゼクション逆関数演算
    手段と、前記分割暗号化データを合成し暗号文として出
    力する合成関数演算手段とを有し、前記係数を媒介する
    ことにより前記可逆バイゼクション逆関数内部の前記演
    算関数の逆関数、あるいは内部構造を可変にする後処理
    部と、 を有することを特徴とする暗号化装置。
  2. 【請求項２】 前記初期処理部の可逆バイゼクション関
    数は、前置関数と、複数の置換関数と、後置関数と、か
    ら構成されることを特徴とする請求項１記載の暗号化装
    置。
  3. 【請求項３】 前記後処理部の可逆バイゼクション逆関
    数は、後置関数の逆関数と、複数の置換関数の逆関数
    と、前置関数の逆関数と、から構成されることを特徴と
    する請求項１記載の暗号化装置。
  4. 【請求項４】 前記媒介変数生成部は、前記平文と前記
    暗号鍵とに依存する前記係数を生成することを特徴とす
    る請求項１記載の暗号化装置。
  5. 【請求項５】 前記媒介変数生成部は、前記暗号鍵とは
    別の暗号鍵を、前記係数として生成することを特徴とす
    る請求項１記載の暗号化装置。
  6. 【請求項６】 前記媒介変数生成部は、前記暗号鍵とは
    別の暗号鍵と前記平文とに依存する前記係数を生成する
    ことを特徴とする請求項１記載の暗号化装置。
  7. 【請求項７】 前記初期処理部は、前記暗号鍵を媒介す
    ることにより前記可逆バイゼクション関数内部の前記演
    算関数、あるいは内部構造を可変にすることを特徴とす
    る請求項１記載の暗号化装置。
  8. 【請求項８】 前記後処理部は、前記暗号鍵を媒介する
    ことにより前記可逆バイゼクション逆関数内部の前記演
    算関数の逆関数、あるいは内部構造を可変にすることを
    特徴とする請求項１記載の暗号化装置。
  9. 【請求項９】 前記平文は、６４ビット毎にブロックと
    して区切り、さらに１ブロック毎に前記初期処理部へ入
    力されることを特徴とする請求項１記載の暗号化装置。
  10. 【請求項１０】 前記暗号文は、６４ビット毎に区切ら
    れた、１ブロック毎に前記後処理部から出力されること
    を特徴とする請求項１記載の暗号化装置。
  11. 【請求項１１】 暗号化と復号に使用する共通の鍵によ
    り、復号化を行う復号装置において、 暗号化されたデータを復号するための入力変数である復
    号鍵と、 媒介変数として使用される係数を生成する媒介変数生成
    部と、 暗号文を分割し複数の分割データとして出力する分岐関
    数演算手段と、前記複数の分割データを所定の演算関数
    により構成される可逆バイゼクション関数を用いて、前
    記復号鍵と同じ大きさに拡大置換し分割拡大データとし
    て出力する可逆バイゼクション関数演算手段とを有し、
    前記係数を媒介することにより前記可逆バイゼクション
    関数内部の前記演算関数、あるいは内部構造を可変にす
    る初期処理部と、 前記分割拡大データと前記復号鍵とを入力変数として非
    線形に復号し、復号した複数のデータを交換し分割拡大
    復号データとして出力する非線形復号ブロック処理部
    と、 前記演算関数の逆関数により、前記分割拡大復号データ
    を前記分割データと同じ大きさに縮小置換し分割復号デ
    ータとして出力する可逆バイゼクション逆関数演算手段
    と、前記分割復号データを合成し平文として出力する合
    成関数演算手段とを有し、前記係数を媒介することによ
    り前記可逆バイゼクション逆関数内部の前記演算関数の
    逆関数、あるいは内部構造を可変にする後処理関数と、
    を有することを特徴とする復号装置。
  12. 【請求項１２】 前記復号鍵は、前記暗号鍵と同一の共
    通鍵であることを特徴とする請求項１１記載の復号装
    置。
  13. 【請求項１３】 暗号化と復号を同一の共通鍵により行
    う暗号化／復号システムにおいて、 データと論理演算し線形暗号化を行うための入力変数で
    ある暗号鍵と、媒介変数として使用される係数を生成す
    る媒介変数生成部と、平文を分割し複数の分割データと
    して出力する分割関数演算手段と、前記複数の分割デー
    タを所定の演算関数により構成される可逆バイゼクショ
    ン関数を用いて、前記暗号鍵と同じ大きさに拡大置換し
    分割拡大データとして出力する可逆バイゼクション関数
    演算手段とを有し、前記係数を媒介することにより前記
    可逆バイゼクション関数内部の前記演算関数、あるいは
    内部構造を可変にする初期処理部と、前記分割拡大デー
    タと前記暗号鍵とを入力変数として非線形に暗号化し、
    暗号化した複数のデータを交換し分割拡大暗号化データ
    として出力する非線形暗号化ブロック処理部と、前記演
    算関数の逆関数により、前記分割拡大暗号化データを前
    記分割データと同じ大きさに縮小置換し分割暗号化デー
    タとして出力する可逆バイゼクション逆関数演算手段
    と、前記分割暗号化データを合成し暗号文として出力す
    る合成関数演算手段とを有し、前記係数を媒介すること
    により前記可逆バイゼクション逆関数内部の前記演算関
    数の逆関数、あるいは内部構造を可変にする後処理部
    と、を備えた暗号化装置と、 暗号化されたデータを復号する入力変数である復号鍵
    と、媒介変数として使用される係数を生成する媒介変数
    生成部と、前記暗号文を分割し複数の分割データとして
    出力する分岐関数演算手段と、前記複数の分割データを
    所定の演算関数により構成される可逆バイゼクション関
    数を用いて、前記復号鍵と同じ大きさに拡大置換し分割
    拡大データとして出力する可逆バイゼクション関数演算
    手段とを有し、前記係数を媒介することにより前記可逆
    バイゼクション関数内部の前記演算関数、あるいは内部
    構造を可変にする初期処理部と、前記分割拡大データと
    前記復号鍵とを入力変数として非線形に復号し、復号し
    た複数のデータを交換し分割拡大復号データとして出力
    する非線形復号ブロック処理部と、前記演算関数の逆関
    数により、前記分割拡大復号データを前記分割データと
    同じ大きさに縮小置換し分割復号データとして出力する
    可逆バイゼクション逆関数演算手段と、前記分割復号デ
    ータを合成し元の平文として出力する合成関数演算手段
    とを有し、前記係数を媒介することにより前記可逆バイ
    ゼクション逆関数内部の前記演算関数の逆関数、あるい
    は内部構造を可変にする後処理部と、を備えた復号装置
    と、 を有することを特徴とする暗号化／復号システム。
  14. 【請求項１４】 暗号化と復号に使用する共通の鍵によ
    り、暗号化を行う暗号化方法において、 各設定に対して初期化を行うステップと、 分岐関数により平文である１ブロックのデータを分割
    し、さらに２つの分割データとして出力し、可逆バイゼ
    クション関数により入力データである２つの分割データ
    を暗号鍵と同じ大きさに拡大置換し分割拡大データとし
    て出力して、非線形暗号化ブロックにより入力データで
    ある２つの分割拡大データを暗号化して２つの分割拡大
    暗号化データとして出力し、また非線形暗号化ブロック
    により前記２つの分割拡大暗号化データを交換して出力
    し、可逆バイゼクション逆関数により交換済データであ
    る２つの分割拡大暗号化データを元の分割データと同じ
    大きさに縮小置換し分割暗号化データとして出力し、分
    岐逆関数により縮小済データである２つの分割暗号化デ
    ータを合成して、１つの暗号化された１ブロックの暗号
    化データとしてバッファに書き込む、あるいはストリー
    ムデータとして出力する、ブロック暗号化処理を行うス
    テップと、 前記ブロック暗号化処理を行うステップにおける繰り返
    しを、終了判定あるいは継続判定するステップと、 前記暗号化データが格納されている書き込みバッファを
    暗号文として、ファイルへ書き込む、あるいはストリー
    ムデータとして全てを出力する、後処理を行うステップ
    と、 を有することを特徴とする暗号化方法。
  15. 【請求項１５】 暗号化と復号に使用する共通の鍵によ
    り、復号を行う復号方法において、 各設定に対して初期化を行うステップと、 分岐関数により暗号文である１ブロックのデータを分割
    し、さらに２つの分割データとして出力し、可逆バイゼ
    クション関数により入力データである２つの分割データ
    を復号鍵と同じ大きさに拡大置換し分割拡大データとし
    て出力して、非線形復号ブロックにより入力データであ
    る２つの分割拡大データを復号して２つの分割拡大復号
    データとして出力し、また非線形復号ブロックにより前
    記２つの分割拡大復号データを交換して出力し、可逆バ
    イゼクション逆関数により交換済データである２つの分
    割拡大復号データを元の分割データと同じ大きさに縮小
    置換し分割復号データとして出力し、分岐逆関数により
    縮小済データである２つの分割復号データを合成して、
    １つの復号された１ブロックの復号データとしてバッフ
    ァに書き込む、あるいはストリームデータとして出力す
    る、ブロック復号処理を行うステップと、 前記ブロック復号処理を行うステップにおける繰り返し
    を、終了判定あるいは継続判定するステップと、 前記復号データが格納されている書き込みバッファを平
    文として、ファイルへ書き込む、あるいはストリームデ
    ータとして全てを出力する、後処理を行うステップと、 を有することを特徴とする復号方法。
  16. 【請求項１６】 暗号化と復号を同一の共通鍵により行
    う暗号化／復号方法において、 各設定に対して初期化を行うステップと、 分岐関数により平文である１ブロックのデータを分割
    し、さらに２つの分割データとして出力し、可逆バイゼ
    クション関数により入力データである２つの分割データ
    を暗号鍵と同じ大きさに拡大置換し分割拡大データとし
    て出力して、非線形暗号化ブロックにより入力データで
    ある２つの分割拡大データを暗号化して２つの分割拡大
    暗号化データとして出力し、また非線形暗号化ブロック
    により前記２つの分割拡大暗号化データを交換して出力
    し、可逆バイゼクション逆関数により交換済データであ
    る２つの分割拡大暗号化データを元の分割データと同じ
    大きさに縮小置換し分割暗号化データとして出力し、分
    岐逆関数により縮小済データである２つの分割暗号化デ
    ータを合成して、１つの暗号化された１ブロックの暗号
    化データとしてバッファに書き込む、あるいはストリー
    ムデータとして出力する、ブロック暗号化処理を行うス
    テップと、 前記ブロック暗号化処理を行うステップにおける繰り返
    しを、終了判定あるいは継続判定するステップと、 前記暗号化データが格納されている書き込みバッファを
    暗号文として、ファイルへ書き込む、あるいはストリー
    ムデータとして全てを出力する、後処理を行うステップ
    と、からなる暗号化方法、 各設定に対して初期化を行うステップと、 分岐関数により暗号文である１ブロックのデータを分割
    し、さらに２つの分割データとして出力し、可逆バイゼ
    クション関数により入力データである２つの分割データ
    を復号鍵と同じ大きさに拡大置換し分割拡大データとし
    て出力して、非線形復号ブロックにより入力データであ
    る２つの分割拡大データを復号して２つの分割拡大復号
    データとして出力し、可逆バイゼクション逆関数により
    交換済データである２つの分割拡大復号データを元の分
    割データと同じ大きさに縮小置換し分割復号データとし
    て出力し、分岐逆関数により縮小済データである２つの
    分割復号データを合成して、１つの復号された１ブロッ
    クの復号データとしてバッファに書き込む、あるいはス
    トリームデータとして出力する、ブロック復号処理を行
    うステップと、 前記ブロック復号処理を行うステップにおける繰り返し
    を、終了判定あるいは継続判定するステップと、 前記復号データが格納されている書き込みバッファを平
    文として、ファイルへ書き込む、あるいはストリームデ
    ータとして全てを出力する、後処理を行うステップと、
    からなる復号方法、 を有することを特徴とする暗号化／復号方法。
  17. 【請求項１７】 暗号化と復号を同一の共通鍵により行
    う処理をコンピュータに機能させるプログラムにおい
    て、 コンピュータを、 各設定に対して初期化を行う手段、 分岐関数により平文である１ブロックのデータを分割
    し、さらに２つの分割データとして出力し、可逆バイゼ
    クション関数により入力データである２つの分割データ
    を暗号鍵と同じ大きさに拡大置換し分割拡大データとし
    て出力して、非線形暗号化ブロックにより入力データで
    ある２つの分割拡大データを暗号化して２つの分割拡大
    暗号化データとして出力し、また非線形暗号化ブロック
    により前記２つの分割拡大暗号化データを交換して出力
    し、可逆バイゼクション逆関数により交換済データであ
    る２つの分割拡大暗号化データを元の分割データと同じ
    大きさに縮小置換し分割暗号化データとして出力し、分
    岐逆関数により縮小済データである２つの分割暗号化デ
    ータを合成して、１つの暗号化された１ブロックの暗号
    化データとしてバッファに書き込む、あるいはストリー
    ムデータとして出力する、ブロック暗号化処理を行う手
    段、 前記ブロック暗号化処理を行う手段における繰り返し
    を、終了判定あるいは継続判定する手段、 前記暗号化データが格納されている書き込みバッファを
    暗号文として、ファイルへ書き込む、あるいはストリー
    ムデータとして全てを出力する、後処理を行う手段、か
    らなる暗号化機能、 各設定に対して初期化を行う手段、 分岐関数により暗号文である１ブロックのデータを分割
    し、さらに２つの分割データとして出力し、可逆バイゼ
    クション関数により入力データである２つの分割データ
    を復号鍵と同じ大きさに拡大置換し分割拡大データとし
    て出力して、非線形復号ブロックにより入力データであ
    る２つの分割拡大データを復号して２つの分割拡大復号
    データとして出力し、可逆バイゼクション逆関数により
    交換済データである２つの分割拡大復号データを元の分
    割データと同じ大きさに縮小置換し分割復号データとし
    て出力し、分岐逆関数により縮小済データである２つの
    分割復号データを合成して、１つの復号された１ブロッ
    クの復号データとしてバッファに書き込む、あるいはス
    トリームデータとして出力する、ブロック復号処理を行
    う手段、 前記ブロック復号処理を行う手段における繰り返しを、
    終了判定あるいは継続判定する手段、 前記復号データが格納されている書き込みバッファを平
    文として、ファイルへ書き込む、あるいはストリームデ
    ータとして全てを出力する、後処理を行う手段、からな
    る復号機能、 として機能させるプログラム。
JP2002042019A 2002-02-19 2002-02-19 暗号化装置および暗号化方法 Pending JP2003241656A (ja)

Priority Applications (1)

Application Number Priority Date Filing Date Title
JP2002042019A JP2003241656A (ja) 2002-02-19 2002-02-19 暗号化装置および暗号化方法

Applications Claiming Priority (1)

Application Number Priority Date Filing Date Title
JP2002042019A JP2003241656A (ja) 2002-02-19 2002-02-19 暗号化装置および暗号化方法

Publications (1)

Publication Number Publication Date
JP2003241656A true JP2003241656A (ja) 2003-08-29

Family

ID=27782265

Family Applications (1)

Application Number Title Priority Date Filing Date
JP2002042019A Pending JP2003241656A (ja) 2002-02-19 2002-02-19 暗号化装置および暗号化方法

Country Status (1)

Country Link
JP (1) JP2003241656A (ja)

Cited By (4)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
WO2006064763A1 (ja) * 2004-12-17 2006-06-22 Nec Corporation 共通鍵ブロック暗号化装置、共通鍵ブロック暗号化方法及び共通鍵ブロック暗号化プログラム
WO2009087972A1 (ja) * 2008-01-09 2009-07-16 Nec Corporation データ送信装置、データ受信装置、これらの方法、記録媒体、そのデータ通信システム
WO2012141189A1 (ja) * 2011-04-11 2012-10-18 日本電気株式会社 暗号化方法、暗号化装置および暗号化プログラム
WO2013150880A1 (ja) 2012-04-02 2013-10-10 学校法人東京理科大学 暗号化装置、復号化装置、暗号化方法、復号化方法、及びプログラム

Cited By (6)

* Cited by examiner, † Cited by third party
Publication number Priority date Publication date Assignee Title
WO2006064763A1 (ja) * 2004-12-17 2006-06-22 Nec Corporation 共通鍵ブロック暗号化装置、共通鍵ブロック暗号化方法及び共通鍵ブロック暗号化プログラム
WO2009087972A1 (ja) * 2008-01-09 2009-07-16 Nec Corporation データ送信装置、データ受信装置、これらの方法、記録媒体、そのデータ通信システム
WO2012141189A1 (ja) * 2011-04-11 2012-10-18 日本電気株式会社 暗号化方法、暗号化装置および暗号化プログラム
JP6052166B2 (ja) * 2011-04-11 2016-12-27 日本電気株式会社 暗号化方法、暗号化装置および暗号化プログラム
WO2013150880A1 (ja) 2012-04-02 2013-10-10 学校法人東京理科大学 暗号化装置、復号化装置、暗号化方法、復号化方法、及びプログラム
US9467286B2 (en) 2012-04-02 2016-10-11 Crypto Basic Corporation Encryption device, decryption device, encryption method, decryption method, and program

Similar Documents

Publication Publication Date Title
JP4961909B2 (ja) 暗号処理装置、および暗号処理方法、並びにコンピュータ・プログラム
TWI402675B (zh) 低等待時間的區塊密碼術
US8996871B2 (en) Method and system for generating ciphertext and message authentication codes utilizing shared hardware
Satoh et al. A compact Rijndael hardware architecture with S-box optimization
JP3992742B2 (ja) データブロックおよび鍵を非線形的に結合する暗号方法および装置
US8625794B2 (en) White-box cryptographic system with configurable key using intermediate data modification
JP4905000B2 (ja) 暗号処理装置、および暗号処理方法、並びにコンピュータ・プログラム
CN101401348B (zh) 用于使密码函数模糊的方法和系统
US20080084996A1 (en) Authenticated encryption method and apparatus
WO2010055658A1 (ja) コンテンツ復号処理装置、コンテンツ復号処理方法及び集積回路
JP2005505069A (ja) メモリ暗号化
JP5141558B2 (ja) 共通鍵ブロック暗号化装置、その方法、そのプログラム、及び記録媒体
JP4793268B2 (ja) 共通鍵ブロック暗号化装置、共通鍵ブロック暗号化方法及び共通鍵ブロック暗号化プログラム
CN110169010B (zh) 同态运算装置、加密系统和计算机能读取的存储介质
US20070183594A1 (en) Data processing apparatus for performing a cryptographic method
JP2003241656A (ja) 暗号化装置および暗号化方法
Anusha et al. Symmetric key algorithm in computer security: a review
JP5113630B2 (ja) 秘密分散方法、プログラム、及び装置
JP6881111B2 (ja) 暗号化データ生成装置、復号データ生成装置、追加データ付き認証暗号システム、その方法、及びプログラム
JP5354914B2 (ja) 暗号処理装置及び復号処理装置及びプログラム
JP2003241657A (ja) 暗号化装置および暗号化方法
JP2007500376A (ja) 鍵拡大機能の低メモリハードウェア実施のための方法および装置
JP2003241658A (ja) 暗号化装置および暗号化方法
JP2011041102A (ja) 圧縮暗号化装置、復号伸長装置、それらの方法及びプログラム
JP5557707B2 (ja) 暗号化情報生成装置及びそのプログラム、秘密鍵生成装置及びそのプログラム、配信用コンテンツ生成装置及びそのプログラム、コンテンツ復号装置及びそのプログラム、並びに、ユーザ特定装置及びそのプログラム