JP2003302899A - ブーリアン・マトリクスに基づく暗号化および復号処理方法、並びに装置 - Google Patents

ブーリアン・マトリクスに基づく暗号化および復号処理方法、並びに装置

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JP2003302899A
JP2003302899A JP2002109513A JP2002109513A JP2003302899A JP 2003302899 A JP2003302899 A JP 2003302899A JP 2002109513 A JP2002109513 A JP 2002109513A JP 2002109513 A JP2002109513 A JP 2002109513A JP 2003302899 A JP2003302899 A JP 2003302899A
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matrix
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ミハイエビッチ ミオドラッグ
Ryuji Kono
隆二 河野
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Abstract

(57)【要約】 【課題】 ブーリアン・マトリックスを適用した改良さ
れた暗号処理アルゴリズムを実行する方法、装置を提供
する。 【解決手段】 データ通信システムにおいて、サーバ装
置は、式、Ｃi＝Ｋ（Ｐi＋Ｋ* iＶＴ）Ｋiに従って、平
文データブロック列：Ｐ1，Ｐ2，…，Ｐmから、暗号化
メッセージデータ・ブロック列：Ｃ1，Ｃ2，…，Ｃmを
生成する。クライアント装置は、暗号化データを受信
し、式、Ｐi＝Ｋ-1ＣiＫ* i＋Ｋ* iＶＴ,に従った演算処
理により、平文メッセージデータ・ブロック列：Ｐ1，
Ｐ2，…，Ｐn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、セキュアなデータ
通信のための暗号処理に関し、さらに詳細には、ブーリ
アン・マトリクスに基づく暗号化および復号処理方法、
並びに装置に関する。
【０００２】
【従来の技術】ソフトウェア再構成可能無線システムあ
るいは、ソフトウェア無線（ＳＤＲ：Software defined
radio）システムは、公衆通信網を介したソフトウェア
のダウンロード処理に基づくシステムであり、従って、
ダウンロード処理におけるセキュリティ問題が１つの大
きな課題である。
【０００３】ソフトウェア無線（ＳＤＲ：Software def
ined radio）システムの導入における問題、あるいは論
点は、ダウンロードされるソフトウェアの認証、改竄検
証処理である。具体的には、現在、無線装置、あるいは
システムは、その製造および販売以前に、例えば使用周
波数帯域、出力、変調方式等について政府等、当局の認
定を受けることが要求される。
【０００４】しかし、ソフトウェア無線（ＳＤＲ）は、
再プログラム可能なハードウェアを用いるので、当局の
認定後にソフトウェアが違法に改変されたり、あるいは
全く認定を受けることがなかった場合、無線装置が違法
な電波を発生させたりすることが起こり得る。その結
果、他のユーザに対して電波干渉等の障害を発生させた
り、または、デバイスのユーザへの損傷を発生させる可
能性すらある。
【０００５】従って、ダウンロードされるソフトウェア
が、もとのままで、改変されておらず（改竄の検証）、
政府の認定を得ているものであること（認証）を保証す
る方法の実現が望まれる。政府にとっては、現行におい
て、いかなるタイプのソフトウェアがどれほどの数量、
配布されているのかを知り得る構成とすることが好まし
い。
【０００６】さらに、何らかの改変されたソフトウェア
が生成されたとしても、このような違法なソフトウェア
が広まることを防止する機構があるべきである。
【０００７】モバイルターミナルにプログラムをダウン
ロードする現行の技術としては、極めて小さいプログラ
ム形式でモバイルターミナルにダウンロードするものが
ある。
【０００８】このようなプログラムの多くは、エンター
テインメント型のものである。このようなプログラムの
特徴は、無線波放出デバイスの実際の物理的なパラメー
タに干渉するものではないことである。
【０００９】ソフトウェア無線機は、デバイスの使用す
る物理的な無線パラメータを変更することを志向するも
のであり、問題がシリアスとなる。
【００１０】このようなプログラムファイルのサイズは
より大きく、例えば、１００万ゲートのＦＰＧＡ（フィ
ールドプログラマブル・ゲートアレイ）に適用するビッ
トファイルサイズは、約７６６ｋである。複雑で、それ
が由に各プログラムファイルに入れられる情報は高度で
あり、より厳格に保護することが求められる。
【００１１】さらに、ソフトウェアのダウンロード可能
なＳＤＲシステムの導入においては、そのソフトウェア
がライバル会社によって採用されたソフトウェアの詳細
情報を取得しようとする人、または会社からの攻撃に対
して防御可能であることも必要である。
【００１２】データ転送処理を含むソフトウェアダウン
ロードにおけるセキュリティ上の問題は、以下に示す４
つの領域を含むものとなる。 プライバシィ：誰も転送コンテンツを見ることはできな
いこと−これは、暗号処理技術の適用を意味する。 検証／認証処理：誰もコンテンツ転送に対して干渉でき
ないこと−これは、検証／認証処理制御によるメッセー
ジの暗号処理技術の適用を意味する。
【００１３】認証処理：データ転送に関わる両パーティ
は、互いに真実の相手であること−これは、パスワード
認証、あるいはさらに複雑な認証処理によるエンティテ
イ間の認証処理技術の適用を意味する。 否認の禁止：ユーザあるいはプロバイダは自己の行為を
否定しないこと−これは、電子署名技術あるいは、適当
なプロトコルの適用を意味する。
【００１４】図１は、ＳＤＲセキュア・ダウンロード処
理と、通常のインターネット・ダウンロード処理との主
要な差異をまとめた図である。
【００１５】図に示すテーブルには、フィールドとし
て、（１）主要なセキュリティ構成、（２）参加パーテ
ィ、（３）必要な暗号処理技術、（４）主要なシステム
上の構成の各フィールドが設定されている。
【００１６】図に示すように、ＳＤＲダウンロードで
は、通常のインターネット・ダウンロードよりも高いレ
ベルのセキュリティ処理が要求される。
【００１７】上述したように、ソフトウェア・ダウンロ
ードは、ソフトウェア無線（ＳＤＲ）におけるキーとな
る処理である。ソフトウェア・ダウンロードの処理は、
ターミナルの構成、コンテンツを変更することで、ター
ミナルに新機能（ソフトウェアによって定義された機
能）を導入することを可能とするものである。
【００１８】多くのソフトウェアのダウンロード処理
は、公衆通信網を介して実行される。従って、ダウンロ
ードにおけるセキュリティが大きな問題となる。
【００１９】セキュリティ上の問題は、暗号処理技術の
適用を要求するものとなる。
【００２０】最近、マルチメディアにおける高速暗号処
理技術であるＦＥＡ−Ｍが、Ｘ．Ｙｉ，Ｃ．Ｈ．Ｔａ
ｎ，Ｃ．Ｋ．Ｓｉｅｗ，Ｍ．Ｒ．Ｓｙｅｄらによる、”
Ｆａｓｔ ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ ｆｏｒ ｍｕｌｔｉｍ
ｅｄｉａ”，ＩＥＥＥ Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ ｏｎ
Ｃｏｎｓｕｍｅｒ Ｅｌｅｃｔｒｏｎｉｃｓ，ｖｏｌ．
４７，ｐｐ１０１−１０７，Ｆｅｂ．２００１．におい
て提案された。この技術は、ブーリアン・マトリックス
を適用した興味深いアプローチに基づく技術である。
【００２１】また、以下の文献において、ＦＥＡ−Ｍの
好ましくない問題が指摘されている。 "M.J. Mihaljevic and R. Kohno, "Cryptographic Eval
uation of a Fast Encryption for Multimedia", SONY
Research Forum - SRF2001, Tokyo, Japan, Dec. 2001,
Proceedings, 6 pages, in print". "M.J. Mihaljevic and R. Kohno, "On wireless commun
ications privacy andsecurity evaluation of encrypt
ion techniques", IEEE Wireless Comm. AndNetworking
Conf. - WCNC2002, Orlando, FL, USA, March 2002, P
roceedings,4 pages, in print"
【００２２】上記文献では、実効秘密鍵サイズが、名目
サイズよりもかなり小さいこと、さらに、パケットロス
エラーの発生し得るネットワークでの使用に適さないこ
とが指摘されている。
【００２３】
【発明が解決しようとする課題】従って、本発明は、Ｆ
ＥＡ−Ｍにおいて採用されたアプローチのいくつかを適
用した新規な高速暗号処理アルゴリズムを提案するもの
である。本発明に従ったアルゴリズムは、高度な暗号セ
キュリティレベルを有し、パケットロスに対しても安定
的である。このことは、ストリーミング・アプリケーシ
ョンにおいては重要な点である。
【００２４】ＳＤＲおよび通常のインターネットにおけ
るダウンロード処理のセキュリティ問題の比較、検討か
らスタートして特徴の把握を行なうことで、ＳＤＲのセ
キュアダウンロード処理に適した新規なブーリアンマト
リックスに基づいた暗号処理技術を提案する。
【００２５】ここで提案する暗号化アルゴリズムは、標
準的なブロックストリーム暗号処理に従ったものではな
く、非常に長い秘密鍵を適用し、これまでに知られた攻
撃に対して抵抗力を有するものである。
【００２６】さらに、ここで提案する暗号処理技術は、
実行レベルにおける複雑性は少なく、ＳＤＲのＦＰＧＡ
やＤＳＰフレームワークにおいて実行するに適したもの
である。
【００２７】本発明は、ブーリアン・マトリクスに基づ
く新規な暗号処理アルゴリズムを提供することを目的と
する。さらなる本発明の目的は、ブーリアン・マトリク
スに基づく新規な暗号処理アルゴリズムを利用したデー
タメッセージの暗号化および復号方法を提供することで
ある。さらなる本発明の目的は、ブーリアン・マトリク
スに基づく新規な暗号処理アルゴリズムを適用して暗号
化したデータを転送するデータ通信システムを提供する
ことである。
【００２８】
【課題を解決するための手段】本発明の第１の側面は、
データメッセージの暗号化処理方法であり、（Ａ）デー
タメッセージを、ブロック数ｍの複数のブロック列：Ｐ
1，Ｐ2，…，Ｐmに分割するステップと、（Ｂ）Ｋをｎ
×ｎバイナリ・マトリックスからなるセッション鍵と
し、Ｋ-1をＫの逆行列として設定して、Ｋn、および、
Ｋ-n=（Ｋ-1）nを算出し、Ｋ0 ＝Ｋn ，Ｋ0 *=Ｋ-nとし
て設定するステップと、（Ｃ）ｉ＝１，２，・・・，
ｍ，の各ｉについて、以下を実行するステップと、 （ｃ−１）Ｔ＝［ｔrs］＝ＫＫi-1, （ｃ−２）
【数５】 （ｃ−３）Ｋi および Ｋ* iを以下の式に従って算出 （ａ）if y=1 →Ｋi＝Ｔ （ｂ）if y=0 →Ｋi＝ＫＴ （ｃ）if y=1 →Ｋ* i＝Ｋ-1Ｋ* i-1 （ｄ）if y=0 →Ｋ* i＝Ｋ-1Ｋ-1Ｋ* i-1 （Ｄ）Ｖをｎ×ｎバイナリ・マトリックス初期値として
設定した下式、 Ｃi＝Ｋ（Ｐi＋Ｋ* iＶＴ）Ｋi， に従った演算処理により、暗号化データメッセージ・ブ
ロック列：Ｃ1，Ｃ2，…，Ｃmを生成するステップと、
を有することを特徴とする暗号化処理方法にある。
【００２９】さらに、本発明の暗号化処理方法の一実施
態様は、前記暗号化処理方法において、さらに、データ
復号側において、値：Ｋ-1、およびＶを取得するために
適用する値としての値：Ｋ(e)、および Ｖ(e) を下式、 Ｋ(e)＝ＫMＫ-1ＫM Ｖ(e)＝ＫMＶＫM . に従って生成するステップを有することを特徴とする。
【００３０】さらに、本発明の第２の側面は、データメ
ッセージの復号処理方法であり、（Ａ）ブロック数ｍの
暗号化データメッセージ・ブロック列：Ｃ1，Ｃ2，…，
Ｃmを入力するステップと、（Ｂ）Ｋをｎ×ｎバイナリ
・マトリックスからなるセッション鍵とし、Ｋ-1をＫの
逆行列として設定して、Ｋn、および、Ｋ-n=（Ｋ-1）n
を算出し、Ｋ0 ＝Ｋn ，Ｋ0 *=Ｋ-nとして設定するステ
ップと、（Ｃ）ｉ＝１，２，・・・，ｍ，の各ｉについ
て、以下を実行するステップと、 （ｃ−１）Ｔ＝［ｔrs］＝ＫＫi-1, （ｃ−２）
【数６】 （ｃ−３）Ｋi および Ｋ* iを以下の式に従って算出 （ａ）if y=1 →Ｋi＝Ｔ （ｂ）if y=0 →Ｋi＝ＫＴ （ｃ）if y=1 →Ｋ* i＝Ｋ-1Ｋ* i-1 （ｄ）if y=0 →Ｋ* i＝Ｋ-1Ｋ-1Ｋ* i-1 （Ｄ）Ｖをｎ×ｎバイナリ・マトリックス初期値として
設定した下式、 Ｐi＝Ｋ-1ＣiＫ* i＋Ｋ* iＶＴ,， に従った演算処理により、平文データメッセージ・ブロ
ック列：Ｐ1，Ｐ2，…，Ｐmを生成するステップと、を
有することを特徴とする復号処理方法にある。
【００３１】さらに、本発明の復号処理方法の一実施態
様は、前記復号処理方法において、さらに、ＫMをｎ×
ｎバイナリ・マトリックスからなるマスター秘密鍵と
し、Ｋ(e)、および、Ｖ(e)は下式によって定義されると
き、 Ｋ(e)＝ＫMＫ-1ＫM Ｖ(e)＝ＫMＶＫM . 下式、 Ｋ-1＝ＫM -1Ｋ(e)ＫM -1 Ｖ＝ＫM -1Ｖ(e)ＫM -1 に従って値：Ｋ-1、およびＶを取得するステップを有す
ることを特徴とする。
【００３２】さらに、本発明の第３の側面は、データメ
ッセージの暗号化処理を実行するデータ処理装置であ
り、（Ａ）データメッセージを、ブロック数ｍの複数の
ブロック列：Ｐ1，Ｐ2，…，Ｐmに分割するデータ処理
手段と、（Ｂ）Ｋをｎ×ｎバイナリ・マトリックスから
なるセッション鍵とし、Ｋ-1をＫの逆行列として設定し
て、Ｋn、および、Ｋ-n=（Ｋ-1）nを算出し、Ｋ0 ＝Ｋn
，Ｋ0 *=Ｋ-nとして設定するデータ演算処理手段と、
（Ｃ）ｉ＝１，２，・・・，ｍ，の各ｉについて、以下
を実行するデータ演算処理手段と、 （ｃ−１）Ｔ＝［ｔrs］＝ＫＫi-1, （ｃ−２）
【数７】 （ｃ−３）Ｋi および Ｋ* iを以下の式に従って算出 （ａ）if y=1 →Ｋi＝Ｔ （ｂ）if y=0 →Ｋi＝ＫＴ （ｃ）if y=1 →Ｋ* i＝Ｋ-1Ｋ* i-1 （ｄ）if y=0 →Ｋ* i＝Ｋ-1Ｋ-1Ｋ* i-1 （Ｄ）Ｖをｎ×ｎバイナリ・マトリックス初期値として
設定した下式、 Ｃi＝Ｋ（Ｐi＋Ｋ* iＶＴ）Ｋi， に従った演算処理により、暗号化データメッセージ・ブ
ロック列：Ｃ1，Ｃ2，…，Ｃmを生成するデータ演算処
理手段と、を有することを特徴とするデータ処理装置に
ある。
【００３３】さらに、本発明のデータ処理装置の一実施
態様は、前記データ処理装置において、さらに、データ
復号側において、値：Ｋ-1、およびＶを取得するために
適用する値としての値：Ｋ(e)、および Ｖ(e) を下式、 Ｋ(e)＝ＫMＫ-1ＫM Ｖ(e)＝ＫMＶＫM . に従って生成するデータ演算処理手段を有することを特
徴とする。
【００３４】さらに、本発明のデータ処理装置の一実施
態様において、前記データ処理装置は、フィールドプロ
グラマブル・ゲートアレイ内に構成されていることを特
徴とする。
【００３５】さらに、本発明の第４の側面は、データメ
ッセージの復号処理を実行するデータ処理装置であり、
（Ａ）ブロック数ｍの暗号化データメッセージ・ブロッ
ク列：Ｃ1，Ｃ2，…，Ｃmを入力するデータ入力手段
と、（Ｂ）Ｋをｎ×ｎバイナリ・マトリックスからなる
セッション鍵とし、Ｋ-1をＫの逆行列として設定して、
Ｋn、および、Ｋ-n=（Ｋ-1）nを算出し、Ｋ0 ＝Ｋn ，
Ｋ0 *=Ｋ-nとして設定するデータ演算処理手段と、
（Ｃ）ｉ＝１，２，・・・，ｍ，の各ｉについて、以下
を実行するデータ演算処理手段と、 （ｃ−１）Ｔ＝［ｔrs］＝ＫＫi-1, （ｃ−２）
【数８】 （ｃ−３）Ｋi および Ｋ* iを以下の式に従って算出 （ａ）if y=1 →Ｋi＝Ｔ （ｂ）if y=0 →Ｋi＝ＫＴ （ｃ）if y=1 →Ｋ* i＝Ｋ-1Ｋ* i-1 （ｄ）if y=0 →Ｋ* i＝Ｋ-1Ｋ-1Ｋ* i-1 （Ｄ）Ｖをｎ×ｎバイナリ・マトリックス初期値として
設定した下式、 Ｐi＝Ｋ-1ＣiＫ* i＋Ｋ* iＶＴ,， に従った演算処理により、平文データメッセージ・ブロ
ック列：Ｐ1，Ｐ2，…，Ｐmを生成するデータ演算処理
手段と、を有することを特徴とするデータ処理装置にあ
る。
【００３６】さらに、本発明のデータ処理装置の一実施
態様は、前記データ処理装置において、さらに、ＫMを
ｎ×ｎバイナリ・マトリックスからなるマスター秘密鍵
とし、Ｋ(e)、および、Ｖ(e)は下式によって定義される
とき、 Ｋ(e)＝ＫMＫ-1ＫM Ｖ(e)＝ＫMＶＫM . 下式、 Ｋ-1＝ＫM -1Ｋ(e)ＫM -1 Ｖ＝ＫM -1Ｖ(e)ＫM -1 に従って値：Ｋ-1、およびＶを取得するデータ演算処理
手段を有することを特徴とする。
【００３７】さらに、本発明のデータ処理装置の一実施
態様においては、前記データ処理装置は、フィールドプ
ログラマブル・ゲートアレイ内に構成されていることを
特徴とする。
【００３８】
【発明の実施の形態】上述したように、ソフトウェア再
構成可能無線システムあるいは、ソフトウェア無線（Ｓ
ＤＲ：Software defined radio）システムは、公衆通信
網を介したソフトウェアのダウンロード処理に基づくシ
ステムであり、従って、ダウンロード処理におけるセキ
ュリティ問題が１つの大きな課題である。
【００３９】ＳＤＲにおいて要求されるセキュリティ
は、以下のようにまとめることができる。 （１）ダウンロード処理における制限 ＳＤＲに対しては、認可されたソフトウェアのみがダウ
ンロード可能となるべきである。このような要求は、通
常のセキュア・ダウンロードには存在しない。
【００４０】（２）セキュアダウンロードシステムにお
ける参加パーティ ＳＤＲにおけるセキュアダウンロードシステムにおける
必須の参加者（パーティ）は、ソフトウェア認可局であ
る。通常のセキュアダウンロードデは、認可局の参加は
要求されない。
【００４１】（３）ダウンロード処理用のセキュリティ
システムに対するユーザのアクセス拒否 ＳＤＲセキュアダウンロードシステムと、インターネッ
トを介した通常のセキュアダウンロードシステムとの最
も大きな差異は、ＳＤＲの場合、ユーザが、セキュリテ
ィシステムに対して何らコントロールを行わない点であ
る。悪意のあるユーザは、セキュリティシステムに対す
るコントロールの可能性があれば、不正な行為を行ない
得る。特に、ＳＤＲユーザは、暗号処理技術および鍵の
選択について、何ら影響を及ぼすことはない。従って、
ユーザのセキュリティシステムに対するいかなるアクセ
スも排除する適切な処理構成を設けることが好ましい。
これは、例えば耐タンパハードウェアの適用による解決
が可能である。
【００４２】構成上の要求は、以下のようにまとめるこ
とができる。ＳＤＲに適用するＦＰＧＡおよびＤＳＰ
は、両者とも、暗号処理のためにＧＦ（２）上の処理を
実行するできるだけシンプルな暗号処理用コンポーネン
トを持つ。
【００４３】ＦＥＡ−Ｍは、マルチメディア用の高速暗
号処理アルゴリズムとして近年、提案されたものであ
り、ブーリアンマトリックスに基づいたものである。Ｆ
ＥＡ−Ｍ、および本発明におけるアルゴリズムは、両者
ともパケット指向であり、ブーリアンマトリックスに基
づいたものである。しかし、ここで提案するアルゴリズ
ムは、以下に示すＦＥＡ−Ｍに優る利点を有する。
【００４４】（ｉ）実効キーサイズが、名目的サイズに
等しい。 （ｉｉ）パケットロスを引き起こすネットワークエラー
に対する耐性がある。
【００４５】セキュア・ソフトウェアダウンロードに関
するセキュリティおよび実行上の問題の分析に基づい
て、暗号処理技術の構成に関して次の結論が導かれる。
【００４６】（１）秘密鍵は、ユーザが知る必要がない
ので、長い鍵長とすることができる。 （２）ＦＰＧＡ、ＤＳＰは、効率的な暗号処理を実行す
るためＧＦ（２）上での加算、乗算処理等のシンプルな
演算処理を実行できる構成をもてばよい。
【００４７】ブーリアンマトリックスを適用した暗号処
理スキームの構成および解析の最近の結果によれば、ブ
ーリアンマトリックスはソフトウェア無線に適した１つ
の構成であることが明らかになっている。
【００４８】（１）ブーリアンマトリックス ここで想定するブーリアン・マトリクスは、例えば、以
下に示す加算および乗算が定義される有限体：ＧＦ
（２）｛０，１｝におけるものである。
【００４９】
【数９】
【００５０】さらに、ａ，ｂ，ｃ∈ＧＦ（２）におい
て、下記に示す分配法則が成立する。
【００５１】
【数１０】
【００５２】上記定義において、ブーリアン・マトリッ
クス加算およびブーリアン・マトリックス乗算は、以下
のように示される。なお、すべてのブーリアン・マトリ
ックスにおいて、Ａ＝［ａij］n×n、Ｂ＝
［ｂij］n×n、Ｃ＝［ｃij］n×n、である。
【００５３】
【数１１】
【００５４】上記式において、一般的にＡＣ≠ＣＡであ
る。
【００５５】ｎ×ｎブーリアン・マトリックスＡは、 Ａ・Ｂ＝Ｂ・Ａ＝Ｉ を満足するｎ×ｎブーリアン・マトリックスＢが存在す
る場合においては、可逆（非特異）である。Ｉは、主対
角線上をすべて１とし、その他の要素を０とした恒等ｎ
×ｎマトリックスである。Ａが可逆マトリックスである
場合、その逆行列（逆マトリックス）は、固有（ユニー
ク）のものとなる。以下、Ａの逆行列をＡ-1として示
す。
【００５６】（２）ＦＥＡ−Ｍ このセクションでは、“Ｘ．Ｙｉ，Ｃ．Ｈ．Ｔａｎ，
Ｃ．Ｋ．Ｓｉｅｗ，Ｍ．Ｒ．Ｓｙｅｄらによる、”Ｆａ
ｓｔ ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ ｆｏｒ ｍｕｌｔｉｍｅｄ
ｉａ”，ＩＥＥＥ Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ ｏｎ Ｃ
ｏｎｓｕｍｅｒ Ｅｌｅｃｔｒｏｎｉｃｓ，ｖｏｌ．４
７，ｐｐ１０１−１０７，Ｆｅｂ．２００１”において
提案されたＦＥＡ−Ｍに関連して、ここで解析する分野
に限定したＦＥＡ−Ｍ特性について説明する。ＦＥＡ−
Ｍは、以下に説明する暗号化処理および復号処理を実行
する。
【００５７】図２は、ＦＥＡ−Ｍ暗号処理アルゴリズム
を示している。まず、最初に平文メッセージが同一の長
さｎ2を持つブロック列Ｐ1，Ｐ2，…，Ｐr，に分割され
る。最終ブロックの長さがｎ2より短い場合は、ｎ2に等
しくなるように０を付加する操作が必要である。各ブロ
ックのｎ2ビットは、ｎ次正方マトリックス状に配列さ
れる。暗号化処理および復号処理は、ｎ次のバイナリ・
マトリックスである秘密鍵Ｋ、および初期マトリックス
Ｖ0を適用して実行される。これらの２つのマトリック
スの生成および出力については後述する。ここでは、こ
れらのデータが第三者には知られずにデータ送信側およ
び受信側において取得されているものと仮定する。
【００５８】各平文テキストマトリックスＰiは、以下
に示す式に従って、暗号化テキストＣiに暗号化され
る。
【００５９】
【数１２】Ｃ1＝Ｋ（Ｐ1＋Ｖ0）Ｋ＋Ｖ0・・（１） Ｃ2＝Ｋ（Ｐ2＋Ｃ1）Ｋ2＋Ｐ1 ．．． Ｃi＝Ｋ（Ｐi＋Ｃi-1）Ｋi＋Ｐi-1・・（２）
【００６０】図２において、ステップＳ１０１は、ｉ＞
１が成立するか否かを判定する処理である。ｉ＝１であ
る場合は、ステップＳ１０２およびステップＳ１０３を
実行する。ｉ＞１である場合は、ステップＳ１０４およ
びステップＳ１０５を実行する。ステップＳ１０２およ
びステップＳ１０３は、上述の計算式（１）に対応す
る。ステップＳ１０４およびステップＳ１０５は、上述
の計算式（２）に対応する。
【００６１】対応する各暗号化マトリックスＣiは、以
下に示す関係式に従って、平文テキストＰiに復号され
る。
【００６２】
【数１３】 Ｐ1＝Ｋ-1（Ｃ1＋Ｖ0）Ｋ-1＋Ｖ0・・（３） Ｐ2＝Ｋ-1（Ｃ2＋Ｐ1）Ｋ-2＋Ｃ1 ．．． Ｐi＝Ｋ-1（Ｃi＋Ｐi-1）Ｋ-i＋Ｃi-1・・（４）
【００６３】ＦＥＡ−Ｍは、通信を実行するパーティに
セキュアに配信されたｎ×ｎのバイナリ・マトリックス
Ｋ0からなるマスター秘密鍵を適用することを想定して
いる。まずデータ送信側が、バイナリ・マトリックスＫ
の形式を持つセッション鍵生成を要請される。マトリッ
クスＫおよびその逆行列としてのＫ-1の生成について
は、“Ｘ．Ｙｉ，Ｃ．Ｈ．Ｔａｎ，Ｃ．Ｋ．Ｓｉｅｗ，
Ｍ．Ｒ．Ｓｙｅｄらによる、”Ｆａｓｔ ｅｎｃｒｙｐ
ｔｉｏｎ ｆｏｒ ｍｕｌｔｉｍｅｄｉａ”，ＩＥＥＥ
Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ ｏｎ Ｃｏｎｓｕｍｅｒ Ｅ
ｌｅｃｔｒｏｎｉｃｓ，ｖｏｌ．４７，ｐｐ１０１−１
０７，Ｆｅｂ．２００１”において説明されており、こ
こでの解析主題とは異なるため特に議論しない。
【００６４】セッション鍵マトリックスの他に、データ
送信側は、初期バイナリ・マトリックスＶ0をランダム
に生成することを要請される。Ｖ0の各要素は、ＧＦ
（２）フィールドからランダムに選択され、Ｖ0の０お
よび１の分布は、一様分布に従うことになる。マスター
鍵マトリックスＫ0を適用することで、セッション鍵マ
トリックスＫの逆行列および、初期マトリックスＶ
0が、以下に示すように、送信側から受信側に対して配
信される。
【００６５】データ送信サイドは、以下に示す算出処理
を実行し、（Ｋ*，Ｖ*）を受信側に送信する。
【００６６】
【数１４】Ｋ*＝Ｋ0Ｋ-1Ｋ0・・（５） Ｖ*＝Ｋ0Ｖ0Ｋ0・・（６）
【００６７】データ受信サイドは、下式に従って、Ｋ-1
およびＶ0を取得する。
【００６８】
【数１５】 Ｋ-1＝Ｋ0 -1Ｋ*Ｋ0 -1，・・（７） Ｖ0＝Ｋ0 -1Ｖ*Ｋ0 -1．・・（８）
【００６９】（３）実効秘密鍵サイズの上限 このセクションでは、実効マスター秘密鍵サイズの解析
を介したＦＥＡ−Ｍのセキュリティ評価について説明す
る。パラメータｎが任意値を持つＦＥＡ−Ｍを想定す
る。
【００７０】｛Ｐ(j)｝j=1 mは、ｍ個の平文メッセージ
を示し、｛Ｃ(j)｝j=1 mはＦＥＡ−Ｍによって生成され
る対応する暗号化メッセージを示すものとする。なお、
Ｐ(j)およびＣ(j)各々は、それぞれｒ個のバイナリ・ブ
ロックＰ1 (j)，Ｐ2 (j)，…Ｐr (j)，および、Ｃ1 (j)，Ｃ
2 (j)，…Ｃr (j)，によって構成されるものとする。ＦＥ
Ａ−Ｍは、ｎ×ｎバイナリ・マトリックス上で処理を実
行し、マスター鍵Ｋ0はｎ×ｎバイナリ・マトリックス
であるものとする。Ｋ* (j)および、Ｖ* (j)は、ｊ番目の
メッセージｊ＝１，２，…，４ｎ，に対応するそれぞれ
セッション鍵マトリックスおよび初期マトリックスを示
す。
【００７１】このセクションでは、ＦＥＡ−Ｍの実効秘
密鍵サイズの解析を行なうものであり、すなわち、以下
に示す仮定の下でのマスター秘密鍵の真の不確定性を検
証する。
【００７２】仮定１ Ｐ1 (j)が全て０の０マトリックスであり、Ｋ* (j)が可逆
マトリックスｊ＝１，２，…４ｎであるとき、異なるペ
ア（Ｋ* (j)，Ｖ* (j)）に対応する暗号化テキストブロッ
クＣ1 (j)の集合が知られている。
【００７３】定理１ 上記の仮定１は、以下に示す連立方程式の成立を意味す
る。
【００７４】
【数１６】Ｋ0（（Ｋ* (j)）-1Ｖ* (j)（Ｋ* (j)）-1）Ｋ0 ＝Ｃ1 (j)＋Ｋ0 -1Ｖ* (j)Ｋ0 -1，・・（９）
【００７５】上記式は、Ｋ0のみが既知でない場合に、
ｊ＝１，２，…４ｎに対して成立する。
【００７６】証明 ｊ＝１，２，…４ｎの各々に対して、前述の式（３）に
より、下式が導かれる。
【００７７】
【数１７】 Ｖ0 (j)＝（Ｋ(j)）-1（Ｃ1 (j)＋Ｖ0 (j)）（Ｋ(j)）-1・・（１０） ここで （Ｋ(j)）-1＝Ｋ0 -1Ｋ* (j)Ｋ0 -1；，・・（１１） Ｖ0 (j)＝Ｋ0 -1Ｖ* (j)Ｋ0 -1；．・・（１２）
【００７８】代数学に基づいて、上記式（１０）〜（１
２）により上述の定理１が導かれる。
【００７９】法則１ ＦＥＡ−Ｍマスター秘密鍵のリカバリ処理における複雑
さ（困難性）は、上記仮定１が成立することを条件とし
て、ｎ２2nに比例する。
【００８０】証明概要 マスター秘密鍵のリカバリ処理は、マスター秘密鍵マト
リックスＫ0の要素が既知でないことを条件として、前
述の［定理１］の連立方程式を解くことに相当する。こ
の連立方程式の効率的な解取得のために以下の手法を採
用している。 −分割統治法 −仮説に基づく徹底したサーチ、さらに、 −連立１次方程式の解取得
【００８１】ＧＦ（２）上における非線形連立方程式
は、下式によって示される。
【００８２】
【数１８】
【００８３】上記式において、｛ｘij｝および｛ｙij｝
は、すべてのＸ値およびＹ値のセットを想定したとき線
形に近づく既知でない値の集合である。従って、各ｋ＝
１，２，…ｎについての式（９）において、ｉ＝１，
２，…ｎとして、マトリックスＫ0およびＫ0 -1のｉ番目
の行の要素値を推定すると、Ｋ0およびＫ0 -1におけるｋ
番目の列を未知とした４ｎの連立１次方程式を設定する
ことができ、その解を求めることが以下の方式によって
可能となる。
【００８４】ｉ番目の行が正しいという仮定の下に、こ
れらの方程式の２ｎを、処理対象のｋ番目の列のリカバ
リ処理に適用できる。さらに、残りの２ｎの方程式は、
前記仮定の正しさを検証するために適用される。
【００８５】従って、上記手続きは、方程式（９）の解
取得の困難性が、前記法則に示したように、ｎ２2nに比
例することを立証していることになる。法則１は、下記
の結論を導くものとなる。
【００８６】結論１ ＦＥＡ−Ｍは、２ｎ＋ｌｏｇ2ｎまでの上限を持つ実効
秘密鍵サイズを持つ、さらに、これは、名目的サイズよ
りｎ2／（２ｎ＋ｌｏｇ2ｎ）倍小さい。
【００８７】（４）ＦＥＡ−Ｍ暗号解析アルゴリズム このセクションでは、ＦＥＡ−Ｍ暗号解析アルゴリズム
について説明する。
【００８８】ＦＥＡ−Ｍ暗号解析アルゴリズムは、以下
に説明する通りである。
【００８９】入力 Ｐ1 (j)が全て０の０マトリックスであり、Ｋ* (j)が可逆
マトリックス、ｊ＝１，２，…４ｎ−２であるときの、
異なるペア（Ｋ* (j)，Ｖ* (j)）に対応する暗号化テキス
トブロックＣ1 (j)の集合。なお、連立方程式は固有解を
持つ。
【００９０】処理 １．すべての２2nの想定し得るバイナリ・パターンセッ
トから先の非想定パターンにＫ0およびＫ0 -1の第１行を
セットする。
【００９１】２．設定を下式に示す設定とする。
【００９２】
【数１９】
【００９３】２ｎ−２の未知の２進値（バイナリ値）に
より、以下の４ｎ−２の連立１次方程式を設定する。
【００９４】
【数２０】
【００９５】上記式は、［ｘ1k］n k=1および［ｙ1k］n
k=1についての仮定に基づいて取得される。
【００９６】３．以下の処理を実行 （ａ）与えられた仮定に基づいて、対応する第１の２ｎ
−２連立１次方程式の解を求め［ｘi1］n i=2および［ｙ
i1］n i=2のリカバリ処理を実行。
【００９７】（ｂ）残りの２ｎの方程式を、仮定の正し
さを検証するために適用する。これは、現在の仮定、お
よび取得解に基づく方程式の整合性を検証することによ
り行なうものであり、ｊ＝２ｎ−１，２ｎ，…４ｎ−２
において、式（１４）の評価により行われ、下記に示す
処理を実行する。 ｉ．もし、すべての検証が成立するとの判定であれば、
その候補は真であり、Ｋ0およびＫ0 -1の第１の行および
列の値として記憶する。 ｉｉ．その他の場合は、ステップ１に進む。
【００９８】４．ｋ＝２，３，…，ｎの各々について以
下の処理を実行する。ステップ３（ｂ）でのリカバリ処
理で取得した［ｘlk］n i=1および［ｙlk］n i =1を用い、
ｊ＝１，２，…，２ｎ−２における連立方程式（１４）
を解き、［ｘ ik］n i=2および［ｙik］n i=2のリカバリ処
理を実行。Ｋ0およびＫ0 -1の第ｋ列の値として、解：
［ｘik］n i=1および［ｙik］n i=1の値を記憶。ｋ＝ｎで
あれば、出力処理に進む。
【００９９】出力 リカバリされたマスター秘密鍵Ｋ0
【０１００】（５）実効秘密鍵サイズについての結論 前セクションにおいて、ＦＥＡ−Ｍマスター秘密鍵サイ
ズの実効サイズが導かれた。本セクションでは、この結
果に基づいてセキュリテイに対する影響について指摘す
る。ここでの議論は、“Ｘ．Ｙｉ，Ｃ．Ｈ．Ｔａｎ，
Ｃ．Ｋ．Ｓｉｅｗ，Ｍ．Ｒ．Ｓｙｅｄらによる、”Ｆａ
ｓｔ ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ ｆｏｒ ｍｕｌｔｉｍｅｄ
ｉａ”，ＩＥＥＥ Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ ｏｎ Ｃ
ｏｎｓｕｍｅｒ Ｅｌｅｃｔｒｏｎｉｃｓ，ｖｏｌ．４
７，ｐｐ１０１−１０７，Ｆｅｂ．２００１”において
説明されているｎ＝６４の場合に限定されるものではな
い。なぜなら、ＦＥＡ−Ｍは、いかなるｎの値において
も処理される可能性があり、例えばｎ2に等しい小さい
サイズの秘密鍵を使用するために、パラメータｎを小さ
く設定したＦＥＡ−Ｍを採用するパーティも、十分有り
得ることだからである。
【０１０１】ＦＥＡ−Ｍのセキュリティに関しては、上
述の文献において、以下のように述べている。マルチメ
ディア・アプリケーションにおいて、情報レートは著し
く高い、しかし、情報バリューは低い、従って、暗号処
理コードを破ることは、合法的なアクセス権を取得する
のに比較して、コスト高になる。
【０１０２】様々な状況の中には、上記ステートメント
が正しい場合もあるが、暗号処理スキームのセキュリテ
ィ・マージンを可能な限り正確に調べることは、興味深
くまた重要なことである。
【０１０３】実効マスター秘密鍵サイズを導くためのシ
ナリオにおいては、多くのデータストリームを考慮する
ことが必要であり、その１つには、ｎ×ｎブロックが全
て０のものも含まれ、あらゆるセキュリティ評価を考慮
することが必要となる。
【０１０４】従って、前述の結論１は、図３に示すテー
ブルＩに従って、数値的に考えることができる。
【０１０５】テーブルＩは、以下の説明に対応するテー
ブルである。 （ｉ）名目的秘密鍵サイズは、ＦＥＡ−Ｍのセキュリテ
ィについて誤った情報をもたらすことになる。なぜな
ら、マスター秘密鍵の本当の不確定性は、仮定１によっ
て与えられたシナリオと全く異なるからである。 （ｉｉ）上述の参照文献で提案されたケースでは、パラ
メータｎ＝６４のとき、ＦＥＡ−Ｍは、セクション
（４）に示したアプローチでは破ることはできない（ブ
レークできない）。なぜなら、このためには、２134の
仮定に対応する膨大なサーチが必要となるからである。
しかし、マスター秘密鍵の不確定性は、２39 62に比例す
るファクタとしてのマスター秘密鍵の鍵長によって示さ
れるよりも小さいものとなる。このことは、あまり好ま
しくないマスター秘密鍵を適用することにより非効率性
を招いていることを示している。
【０１０６】（ｉｉｉ）ＮＥＳＳＩＥプロジェクト
は、"New European Schemes for Signatures, Integrit
y and Encryption (NESSIE) Project",の中で、一例と
して、２５６ビット秘密鍵は非常に大きなものであると
説明している。一方で、同様の鍵サイズを持つＦＥＡ−
Ｍは、全くセキュアなものではない。なぜなら、この時
の実効秘密鍵サイズは、たった３６ビットに過ぎないか
らである。
【０１０７】（ｉｖ）さらに、ＦＥＡ−Ｍは、マスター
鍵サイズが１０２４ビット以下である場合には、セキュ
アではない暗号処理技術であると考えられる。
【０１０８】（６）パケットロス・エラーに関する敏感
性 ここでは、ネットワークにおけるパケットロスの確率モ
デルに焦点を当てる。このセクションでは、（ｑ，１）
ネットワークにおけるＦＥＡ−Ｍスキームについて考察
する。このネットワークでは、各パケットは、確率ｑで
ランダムに独立してロストパケットとなる。文献、" V.
Paxson, "End-to-end Internet packetdynamics", IEE
E/ACM Transactions on Networking, vol. 7,pp. 277-2
92, 1999"において、インターネットにおけるパケット
ロスの考察を含む実験的研究が示されている。現在のイ
ンターネットは、パケットロスに対する保証を提供する
ものではない。また、パケットロスの比率は極めて高い
ものである。
【０１０９】プロパティ１ ＦＥＡ−Ｍによって暗号化されたｒブロック長のメッセ
ージを想定する。もし、ブロックｊ（ｊ＜ｒ）が、メッ
セージ暗号化テキストの第１のロストブロックであるな
らば、最初のｊ−１のブロックからなるメッセージ部分
のみが復号可能である。
【０１１０】証明 ｊ番目のブロックの復号および、さらなるブロックの復
号は下式によって実行される。
【０１１１】
【数２１】 Ｐi＝Ｋ-1（Ｃi＋Ｐi-1）Ｋ-i＋Ｃi-1, ｉ＝ｊ，ｊ＋１，．．．，ｒ．・・（１６）
【０１１２】上記から、暗号化テキストブロックＣjが
ロストすると、ｉ≧ｊのブロックＰiは、復号により取
得できないことが明らかである。
【０１１３】結論２ メッセージブロックｒがｑ-1より大であるとき、完全に
復号されるメッセージ数は、ほぼ０に近い。
【０１１４】上記ステートメントは、ＦＥＡ−Ｍはパケ
ットがロストする可能性のあるネットワークにおけるア
プリケーションには適さないことを示すものである。な
ぜなら、パケットがロストした場合、そのロストした後
の全パケットは、復号できず、従って、メッセージの対
応部分は使用不可となるからである。
【０１１５】（７）ブーリアンマトリックスに基づく暗
号化アルゴリズム ここでは、メッセージを同一の長さｎ2を持つブロック
Ｐ1，Ｐ2，…Ｐrに分割することを想定する。最後のブ
ロックがｎ2に満たない場合は、長さがｎ2になるまで０
を付加することが必要である。各ブロックのｎ2ビット
は、ｎ次の正方マトリックスに調整される。
【０１１６】暗号化処理および復号処理は、ｎ次のバイ
ナリ・マトリックスである秘密鍵Ｋ、および初期マトリ
ックスＶ0を適用して実行される。本提案スキームにお
いては、文献：“Ｘ．Ｙｉ，Ｃ．Ｈ．Ｔａｎ，Ｃ．Ｋ．
Ｓｉｅｗ，Ｍ．Ｒ．Ｓｙｅｄらによる、”Ｆａｓｔ ｅ
ｎｃｒｙｐｔｉｏｎ ｆｏｒ ｍｕｌｔｉｍｅｄｉａ”，
ＩＥＥＥ Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ ｏｎ Ｃｏｎｓｕ
ｍｅｒ Ｅｌｅｃｔｒｏｎｉｃｓ，ｖｏｌ．４７，ｐｐ
１０１−１０７，Ｆｅｂ．２００１”において提案され
ていると同様の鍵配信構成の適用を想定している。
【０１１７】従って、セキュアな方法で、特定のパーテ
ィに対してｎ×ｎのバイナリマトリックスＫMからなる
マスター秘密鍵が配布されて存在していることを想定し
ている。まず、データ送信側は、バイナリ・マトリック
スＫの形式を持つセッション鍵生成を要請される。マト
リックスＫおよびその逆行列としてのＫ-1の生成につい
ては、上述の参照文献に記載されている。セッション鍵
マトリックスの他に、データ送信側は、初期バイナリ・
マトリックスＶをランダムに生成することを要請され
る。
【０１１８】Ｖの各要素は、ＧＦ（２）フィールドから
ランダムに選択され、Ｖの０および１の分布は、一様分
布に従うことになる。マスター鍵マトリックスＫMを適
用することで、セッション鍵マトリックスＫの逆行列お
よび、初期マトリックスＶが、以下に示すように、送信
側から受信側に対して配信される。
【０１１９】データ送信サイドは、以下に示す算出処理
を実行する。
【０１２０】
【数２２】 Ｋ(e)＝ＫMＫ-1ＫM・・（17） Ｖ(e)＝ＫMＶＫM・・（18）
【０１２１】データ送信サイドは、上記のＫ(e)，Ｖ(e)
をデータ受信サイドに送信する。データ受信サイドは、
下式に従って、Ｋ-1およびＶを取得する。
【０１２２】
【数２３】 Ｋ-1＝ＫM -1Ｋ(e)ＫM -1 ・・（19）, Ｖ＝ＫM -1Ｖ(e)ＫM -1 ・・（20）,
【０１２３】ここで提案するアルゴリズムにおいて、下
記式に従って、各平文テキストマトリックスＰiは、暗
号テキストＣiに暗号化され、対応する各暗号テキスト
マトリックスＣiは、平文テキストＰiに復号される。
【０１２４】
【数２４】 Ｃi＝Ｋ（Ｐi＋Ｋ* iＶＴ）Ｋi・・（２１） Ｐi＝Ｋ-1ＣiＫ* i＋Ｋ* iＶＴ・・（２２）
【０１２５】以下、本発明の暗号処理および復号処理に
ついて、図、およびアルゴリズムに従って説明する。
【０１２６】暗号処理シーケンスを図４に、復号処理シ
ーケンスを図５に示す。これらの暗号処理および復号処
理は、ＦＰＧＡ構成により実行するのに適したものであ
る。なぜなら、図４、図５に示す各処理ブロックは、Ｆ
ＰＧＡにおける構成論理ブロック（ＣＬＢ）によって処
理可能であるからである。
【０１２７】暗号化アルゴリズム（図４参照）は、下記
のように説明される。 （１）入力 秘密：マスター秘密鍵ＫM、メッセージ秘密鍵Ｋ、メッ
セージ・シードＶ； 公開：平文テキスト｛Ｐi｝1=1 m、
【０１２８】（２）予備処理 演算：Ｋn and Ｋ-n=（Ｋ-1）n; セット:Ｋ0 ＝Ｋn and Ｋ0 *=Ｋ-n.
【０１２９】（３）処理（ステップＳ２１１，２２１） ｉ＝１，２，・・・，ｍ，の各ｉについて、以下を実行
するステップと、 （３−１）演算：Ｔ＝［ｔrs］＝ＫＫi-1, （３−２）演算：
【０１３０】
【数２５】
【０１３１】さらに、ｙ＝０か１（ステップＳ２１２，
２２２）に従って、Ｋi および Ｋ* iを以下の式に従っ
て算出 （ａ）if y=1 →Ｋi＝Ｔ （ステップＳ２１４） （ｂ）if y=0 →Ｋi＝ＫＴ（ステップＳ２１３） （ｃ）if y=1 →Ｋ* i＝Ｋ-1Ｋ* i-1 （ステップＳ２２
４） （ｄ）if y=0 →Ｋ* i＝Ｋ-1Ｋ-1Ｋ* i-1 （ステップＳ
２２３）
【０１３２】ステップＳ２１５、Ｓ２２５では、ｙの値
によって、すなわちｙ＝０かまたは１に従って出力が選
択される。さらに、以下の演算が実行される。
【０１３３】（３−３）演算（ステップＳ２３１） Ｃi＝Ｋ（Ｐi＋Ｋ* iＶＴ）Ｋi，
【０１３４】（４）出力 Ｃ1，ｉ＝１，２，・・，ｍ．
【０１３５】上述した処理によって、暗号化処理シーケ
ンスが実行されて暗号文テキストＣ 1が生成される。
【０１３６】復号処理アルゴリズム（図５参照）を下記
に説明する。 （１）入力 秘密：マスター秘密鍵ＫM、 公開：平文テキスト｛Ｐi｝1=1 m、セッシヨン秘密鍵お
よびセッションシードの暗号化フォーム、Ｋ(e)、
Ｖ(e)、
【０１３７】（２）予備処理 セッション秘密鍵Ｋ、およびセッションシードＶを下式
に従ってリカバリ算出 Ｋ-1＝ＫM -1Ｋ(e)ＫM -1 Ｖ＝ＫM -1Ｖ(e)ＫM -1
【０１３８】演算：Ｋn and Ｋ-n=（Ｋ-1）n; セット:Ｋ0 ＝Ｋn and Ｋ0 *=Ｋ-n.
【０１３９】（３）処理（ステップＳ３１１，３２１） ｉ＝１，２，・・・，ｍ，の各ｉについて、以下を実行
するステップと、 （３−１）演算：Ｔ＝［ｔrs］＝ＫＫi-1, （３−２）演算：
【０１４０】
【数２６】
【０１４１】さらに、ｙ＝０か１（ステップＳ３１２，
３２２）に従って、Ｋi および Ｋ* iを以下の式に従っ
て算出 （ａ）if y=1 →Ｋi＝Ｔ （ステップＳ３１４） （ｂ）if y=0 →Ｋi＝ＫＴ（ステップＳ３１３） （ｃ）if y=1 →Ｋ* i＝Ｋ-1Ｋ* i-1 （ステップＳ３２
４） （ｄ）if y=0 →Ｋ* i＝Ｋ-1Ｋ-1Ｋ* i-1 （ステップＳ
３２３）
【０１４２】ステップＳ３１５では、Ｓ３２５では、ｙ
の値によって、すなわちｙ＝０かまたは１に従って出力
が選択される。さらに、以下の演算が実行される。
【０１４３】（３−３）演算（ステップＳ３３１） Ｐi＝Ｋ-1ＣiＫ* i＋Ｋ* iＶＴ,，
【０１４４】（４）出力 Ｐ1，ｉ＝１，２，・・，ｍ．
【０１４５】上述した処理によって、復号処理シーケン
スが実行されて平文テキストＰ1が生成される。
【０１４６】（８）ＳＤＲシステムにおける暗号化処理 ＳＤＲに対してダウンロードされるソフトウェアのプラ
イバシー保護のための暗号処理について図６を参照して
説明する。
【０１４７】電子署名２０１のなされたソフトウェアプ
ログラムは、暗号処理部２０２において、１つのターミ
ナルでのみで有効な秘密鍵２０３を適用して暗号化され
る。この暗号処理部２０２は、耐タンパＲＯＭのＦＰＧ
Ａにより構成される。この暗号処理部２０２は、上述し
た暗号化アルゴリズム（図４参照）を実行する。
【０１４８】この暗号処理部２０２は、署名のなされた
暗号化プログラム２０４を生成する。このターミナルの
みが秘密鍵２０３を知っている。秘密鍵２０３は、ター
ミナルデバイスの耐タンパハードウェア内に格納され
る。対称鍵暗号処理方式を適用することにより、非対称
鍵暗号処理方式に比較して高速暗号化復号が実現され
る。このことは、リアルタイム暗号処理および、ＦＰＧ
Ａに対するビットファイルのロード処理におけるアドバ
ンテージである。
【０１４９】（９）ＳＤＲシステムにおける復号処理 図７にターミナルの機能ブロック図を示す。
【０１５０】ダウンロードソフトウェアの復号は、暗号
化プロセスのほぼ逆の処理となる。
【０１５１】まず、暗号化ビットファイル４５１に対し
て、ターミナル秘密鍵４５２を適用して復号処理（Ｓ４
０１）を実行する。この復号処理において、この復号処
理は、上述した復号アルゴリズム（図５参照）に従った
処理となる。
【０１５２】次に、電子署名（暗号化ハッシュ関数）
が、すべてのターミナルで利用可能な政府公開鍵４５３
を適用して復号される（Ｓ４０２）。公知のハッシュ関
数を適用して、復号ビットファイルのハッシュ値、ある
いはフィンガープリントを算出する（Ｓ４０３）。２つ
の値が符合すれば（Ｓ４０４）、ソフトウェアは、正当
であり、認可されてから改竄されていないこととなる
（Ｓ４０５）。
【０１５３】上述した改竄検証、認証処理によってソフ
トウェアの検証がなされた後、ビットファイルは、ＦＰ
ＧＡにダウンロードされる。フィンガープリントが不一
致であった場合は、ソフトウェアは改変されたか、又
は、政府による署名及び認定がなされていないものであ
り、このような場合は、ロード処理は実行されず、エラ
ーであることをユーザに知らせるため、エラーメッセー
ジがディスプレイに表示される。
【０１５４】上述したセキュリティチェックは、耐タン
パ・ハードウェアパッケージに格納されたＦＰＧＡのよ
うな再構成可能ロジックによって構成されたセキュリテ
ィチェック・デバイスによって実行される。この耐タン
パ・ハードウェアパッケージは、復号ビットファイルの
ダウンロード処理に適用する再構成可能ロジック（ＦＰ
ＧＡ）も含むものである。
【０１５５】ターミナル秘密鍵４５２、および政府公開
鍵４５３は、耐タンパ・ハードウェアパッケージ内のセ
キュリティチェック・デバイスのメモリに格納される。
例えば、ＳＤＲのような無線データ通信装置の製造者が
これらの鍵を耐タンパ・ハードウェアパッケージ内に格
納する処理を実行する。
【０１５６】（１０）ＳＤＲ構成 図８は、ソフトウェア無線（ＳＤＲ：Software defined
radio）に代表される本発明に係る無線データ通信装置
の構成を示すブロック図である。ＳＤＲは、トランシー
バ５０１、Ａ／Ｄ，Ｄ／Ａコンバータ５０２、再構成可
能ロジックと、セキュリティ機能実行デバイスとを格納
した耐タンパ・ハードウェアパッケージ５０３、ディジ
タルシグナルプロセッサ（ＤＳＰ）５０４、ＣＰＵ５０
５、ＲＯＭ５０６、メモリ５０７、Ｉ／Ｏインタフェー
ス５０８、Ａ／Ｄ，Ｄ／Ａコンバータ５０９を有する。
データは、上述の各素子をバスを介して転送可能であ
る。
【０１５７】耐タンパ・ハードウェアパッケージ５０３
内の再構成可能ロジックにダウンロードするソフトウェ
ア・プログラム（ビットストリーム）は、トランシーバ
５０１によって受信され、耐タンパ・ハードウェアパッ
ケージ５０３に転送される。転送プログラムに関するセ
キュリティチェック処理が、耐タンパ・ハードウェアパ
ッケージ５０３内のＦＰＧＡによって構成されるセキュ
リティチェック・デバイスによって実行される。セキュ
リティチェック・デバイスは、プログラムの正当性につ
いての検証を実行し、正当性の確認がなされた場合にお
いてのみ、再構成可能ロジックに対するダウンロードが
許可される。
【０１５８】耐タンパ・ハードウェアパッケージ５０３
内のセキュリティチェック・デバイスは、同一の耐タン
パ・ハードウェアパッケージに格納された再構成可能ロ
ジックにダウンロードするソフトウェア・プログラムに
関するセキュリティチェックプロセスを実行するプロセ
ッサーを有する。
【０１５９】セキュリティチェック・デバイスは、さら
に、秘密鍵を格納したメモリを有する。セキュリティチ
ェック・デバイスのプロセッサは、この秘密鍵を適用し
て、暗号化されたソフトウェア・プログラムの復号処理
を実行する。この秘密鍵は、例えば、各無線データ通信
装置に固有に割り当てられる。
【０１６０】セキュリティチェック・デバイスは、さら
に、管理局の公開鍵を格納したメモリを有する。セキュ
リティチェック・デバイスは、この管理局の公開鍵を適
用して、ソフトウェア・プログラムに付加された電子署
名の検証処理を実行する。
【０１６１】耐タンパ・ハードウェアパッケージ内のセ
キュリティチェック・デバイスは、ソフトウェア・プロ
グラムに付加された電子署名の検証処理による認証処理
を実行し、さらに、ソフトウェア・プログラムのデータ
に基づくハッシュ値の計算により、ソフトウェア・プロ
グラムの改竄検証処理を実行する。
【０１６２】（１１）システム構成 図９は、本発明のアルゴリズムが適用可能な無線ネット
ワーク構成例を示している。ソフトウェア無線（ＳＤ
Ｒ：Software defined radio）６２１，６２３，６２４
…は、単信、または２重通信手法により受信または送
信、または、両者の処理を行なう。ＳＤＲには、再構成
可能ロジック（プログラマブル論理デバイス（ＰＬ
Ｄ））が備えられている。ＰＬＤの一例は、フィールド
プログラマブル・ゲートアレイ（ＦＰＧＡ）であり、例
えば、再構成可能ロジックブロック（ＣＬＢ）、入出力
ブロック（ＩＯＢ）、ＣＬＢとＩＯＢとをプログラマブ
ル接続する接続手段を有する。
【０１６３】ＣＬＢ，ＩＯＢ，接続構成は、ビットスト
リームによってその構成が決定される。再構成可能ロジ
ックは、耐タンパ・ハードウェアパッケージ６５０内に
構成される。この耐タンパ・ハードウェアパッケージ６
５０には、再構成可能ロジックと、再構成可能ロジック
にダウンロードするソフトウェアに関する認証処理、改
竄検証等のセキュリティ機能を実行するデバイスとが併
せて格納されている。
【０１６４】再構成可能ロジックにダウンロードするビ
ットストリームは、サーバ６０１からベース・ステーシ
ョン６１１を介して送信される。また、ソフトウェア・
プログラム（ビットストリーム）は、光学的メモリ、磁
気的メモリデバイス、その他の記憶デバイスからロード
することも可能である。
【０１６５】図１０は、サーバ装置７１０と、クライア
ント装置７２０とを有するデータ通信システムを示して
いる。サーバ装置７１０は、上述した暗号処理アルゴリ
ズムに従って暗号化したデータを送信する。クライアン
ト装置７２０は、データを受信し、上述した復号アルゴ
リズムに従って受信データを復号する。
【０１６６】データは、パブリック通信チャネル（例え
ばインターネット）７５０を介して転送される。
【０１６７】サーバ装置７１０は、メッセージデータ７
１１を、ブロック列：Ｐ1，Ｐ2，…，Ｐnに分割する処
理を実行し、上述した式、Ｃi＝Ｋ（Ｐi＋Ｋ* iＶＴ）Ｋ
i に従った演算処理により、暗号化メッセージデータ・ブ
ロック列：Ｃ1，Ｃ2，…，Ｃnを生成する処理を実行す
る暗号化処理手段７１２を有する。
【０１６８】この暗号化処理プロセスにおいて、秘密鍵
Ｋ７１３が適用される。秘密鍵Ｋ７１３は、ｎ×ｎバイ
ナリ・マトリックスからなるセッション鍵である。
【０１６９】クライアント装置７２０は、暗号化データ
７２１を受信する。クライアント装置７２０は、上述し
た式、 Ｐi＝Ｋ-1ＣiＫ* i＋Ｋ* iＶＴ に従った演算処理により、平文メッセージデータ・ブロ
ック列：Ｐ1，Ｐ2，…，Ｐn７２４を生成する復号処理
手段７２２を有する。
【０１７０】この復号処理プロセスにおいて、秘密鍵Ｋ
７２３が適用される。秘密鍵Ｋ７２３は、ｎ×ｎバイナ
リ・マトリックスからなるセッション鍵である。
【０１７１】（１２）結論 以上、特定の実施例に基づいて、本発明を説明してきた
が、本発明は、実施例に限定されるものではない。当業
者が該実施例の修正や代用を成し得ることは自明であ
る。本発明の要旨、すなわち、特許請求の範囲の欄の記
載を逸脱しない範囲で実施例の修正や代用は成し得るも
のである。
【０１７２】
【発明の効果】本発明に従えば、ＳＤＲおよび通常のイ
ンターネットにおけるダウンロード処理のセキュリティ
問題の比較、検討からスタートして特徴の把握を行なう
ことで、ＳＤＲのセキュアダウンロード処理に適した新
規なブーリアンマトリックスに基づいた暗号処理技術が
実現される。
【０１７３】さらに、本発明によれば、標準的なブロッ
クストリーム暗号処理に従ったものではなく、非常に長
い秘密鍵を適用し、これまでに知られた攻撃に対して抵
抗力を有する暗号化アルゴリズムが実現され、また、実
行レベルにおける複雑性が少なく、ＳＤＲのＦＰＧＡや
ＤＳＰフレームワークにおいて実行するに適した構成が
実現される。
【０１７４】本発明に従えば、現在開発されている秘密
鍵リカバリ処理に対して耐性のあるブーリアン・マトリ
ックスに基づく暗号化および復号手法が提供される。
【図面の簡単な説明】
【図１】ＳＤＲダウンロードと、通常のインターネット
ダウンロードにおけるセキュリテイ比較図である。
【図２】ＦＥＡ−Ｍ暗号処理アルゴリズムのフローチャ
ートを示す図である。
【図３】マスター秘密鍵の名目的サイズおよび実効サイ
ズを示すテーブルを示した図である。
【図４】本発明に従った改良された暗号処理アルゴリズ
ムのフローチャートを示す図である。
【図５】本発明に従った改良された復号処理アルゴリズ
ムのフローチャートを示す図である。
【図６】ＳＤＲにおけるデータ暗号処理実行構成を示す
ブロック図である。
【図７】ターミナル（ＳＤＲ）におけるセキュリティチ
ェックデバイスの機能ブロック図である。
【図８】ソフトウェア無線（ＳＤＲ：Software defined
radio）の構成を示すプロック図である。
【図９】本発明のシステムが適用可能な無線ネットワー
ク構成例を示す図である。
【図１０】改良されたＦＥＡ−Ｍ暗号処理アルゴリズム
を適用したサーバクライアントシステムのセキュリティ
チェックデバイス構成を示すブロック図である。
【符号の説明】
２０１ ソフトウェアプログラム ２０２ 暗号処理部 ２０３ 秘密鍵 ２０４ 暗号化プログラムファイル ４５１ 暗号化署名ビットファイル ４５２ ターミナル秘密鍵 ４５３ 政府公開鍵 ５０１ トランシーバ ５０２ Ａ／Ｄ，Ｄ／Ａコンバータ ５０３ 耐タンパ・ハードウェアパッケージ ５０４ ＤＳＰ ５０５ ＣＰＵ ５０６ ＲＯＭ ５０７ メモリ ５０８ Ｉ／Ｏインタフェース ５０９ Ａ／Ｄ，Ｄ／Ａコンバータ ６０１ サーバ ６１１ ベース基地 ６２１，６２３，６２４ ＳＤＲ ６５０ 耐タンパ・ハードウェアパッケージ ７１１０ サーバ装置 ７１１ データ ７１２ 暗号化処理手段 ７１３ 秘密鍵Ｋ ７２０ クライアント装置 ７２１ 暗号化データ ７２２ 復号処理手段 ７２３ 秘密鍵 ７２４ 平文データ ７５０ パブリック通信チャネル
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 河野 隆二 東京都品川区東五反田３丁目14番13号 株 式会社ソニーコンピュータサイエンス研究 所内 Ｆターム(参考） 5J104 AA18 JA05

Claims (10)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】データメッセージの暗号化処理方法であ
    り、 （Ａ）データメッセージを、ブロック数ｍの複数のブロ
    ック列：Ｐ1，Ｐ2，…，Ｐmに分割するステップと、 （Ｂ）Ｋをｎ×ｎバイナリ・マトリックスからなるセッ
    ション鍵とし、Ｋ-1をＫの逆行列として設定して、 Ｋn、および、Ｋ-n=（Ｋ-1）nを算出し、 Ｋ0 ＝Ｋn ，Ｋ0 *=Ｋ-nとして設定するステップと、 （Ｃ）ｉ＝１，２，・・・，ｍ，の各ｉについて、以下
    を実行するステップと、 （ｃ−１）Ｔ＝［ｔrs］＝ＫＫi-1, （ｃ−２） 【数１】 （ｃ−３）Ｋi および Ｋ* iを以下の式に従って算出 （ａ）if y=1 →Ｋi＝Ｔ （ｂ）if y=0 →Ｋi＝ＫＴ （ｃ）if y=1 →Ｋ* i＝Ｋ-1Ｋ* i-1 （ｄ）if y=0 →Ｋ* i＝Ｋ-1Ｋ-1Ｋ* i-1 （Ｄ）Ｖをｎ×ｎバイナリ・マトリックス初期値として
    設定した下式、 Ｃi＝Ｋ（Ｐi＋Ｋ* iＶＴ）Ｋi，に従った演算処理によ
    り、暗号化データメッセージ・ブロック列：Ｃ1，Ｃ2，
    …，Ｃmを生成するステップと、 を有することを特徴とする暗号化処理方法。
  2. 【請求項２】前記暗号化処理方法において、さらに、 データ復号側において、値：Ｋ-1、およびＶを取得する
    ために適用する値としての値：Ｋ(e)、および Ｖ(e) を
    下式、 Ｋ(e)＝ＫMＫ-1ＫM Ｖ(e)＝ＫMＶＫM . に従って生成するステップを有することを特徴とする請
    求項１に記載の暗号化処理方法。
  3. 【請求項３】データメッセージの復号処理方法であり、 （Ａ）ブロック数ｍの暗号化データメッセージ・ブロッ
    ク列：Ｃ1，Ｃ2，…，Ｃmを入力するステップと、 （Ｂ）Ｋをｎ×ｎバイナリ・マトリックスからなるセッ
    ション鍵とし、Ｋ-1をＫの逆行列として設定して、 Ｋn、および、Ｋ-n=（Ｋ-1）nを算出し、 Ｋ0 ＝Ｋn ，Ｋ0 *=Ｋ-nとして設定するステップと、 （Ｃ）ｉ＝１，２，・・・，ｍ，の各ｉについて、以下
    を実行するステップと、 （ｃ−１）Ｔ＝［ｔrs］＝ＫＫi-1, （ｃ−２） 【数２】 （ｃ−３）Ｋi および Ｋ* iを以下の式に従って算出 （ａ）if y=1 →Ｋi＝Ｔ （ｂ）if y=0 →Ｋi＝ＫＴ （ｃ）if y=1 →Ｋ* i＝Ｋ-1Ｋ* i-1 （ｄ）if y=0 →Ｋ* i＝Ｋ-1Ｋ-1Ｋ* i-1 （Ｄ）Ｖをｎ×ｎバイナリ・マトリックス初期値として
    設定した下式、 Ｐi＝Ｋ-1ＣiＫ* i＋Ｋ* iＶＴ,，に従った演算処理によ
    り、平文データメッセージ・ブロック列：Ｐ1，Ｐ2，
    …，Ｐmを生成するステップと、 を有することを特徴とする復号処理方法。
  4. 【請求項４】前記復号処理方法において、さらに、 ＫMをｎ×ｎバイナリ・マトリックスからなるマスター
    秘密鍵とし、Ｋ(e)、および、Ｖ(e)は下式によって定義
    されるとき、 Ｋ(e)＝ＫMＫ-1ＫM Ｖ(e)＝ＫMＶＫM . 下式、 Ｋ-1＝ＫM -1Ｋ(e)ＫM -1 Ｖ＝ＫM -1Ｖ(e)ＫM -1 に従って値：Ｋ-1、およびＶを取得するステップを有す
    ることを特徴とする請求項３に記載の復号処理方法。
  5. 【請求項５】データメッセージの暗号化処理を実行する
    データ処理装置であり、 （Ａ）データメッセージを、ブロック数ｍの複数のブロ
    ック列：Ｐ1，Ｐ2，…，Ｐmに分割するデータ処理手段
    と、 （Ｂ）Ｋをｎ×ｎバイナリ・マトリックスからなるセッ
    ション鍵とし、Ｋ-1をＫの逆行列として設定して、 Ｋn、および、Ｋ-n=（Ｋ-1）nを算出し、 Ｋ0 ＝Ｋn ，Ｋ0 *=Ｋ-nとして設定するデータ演算処理
    手段と、 （Ｃ）ｉ＝１，２，・・・，ｍ，の各ｉについて、以下
    を実行するデータ演算処理手段と、 （ｃ−１）Ｔ＝［ｔrs］＝ＫＫi-1, （ｃ−２） 【数３】 （ｃ−３）Ｋi および Ｋ* iを以下の式に従って算出 （ａ）if y=1 →Ｋi＝Ｔ （ｂ）if y=0 →Ｋi＝ＫＴ （ｃ）if y=1 →Ｋ* i＝Ｋ-1Ｋ* i-1 （ｄ）if y=0 →Ｋ* i＝Ｋ-1Ｋ-1Ｋ* i-1 （Ｄ）Ｖをｎ×ｎバイナリ・マトリックス初期値として
    設定した下式、 Ｃi＝Ｋ（Ｐi＋Ｋ* iＶＴ）Ｋi，に従った演算処理によ
    り、暗号化データメッセージ・ブロック列：Ｃ1，Ｃ2，
    …，Ｃmを生成するデータ演算処理手段と、 を有することを特徴とするデータ処理装置。
  6. 【請求項６】前記データ処理装置において、さらに、 データ復号側において、値：Ｋ-1、およびＶを取得する
    ために適用する値としての値：Ｋ(e)、および Ｖ(e) を
    下式、 Ｋ(e)＝ＫMＫ-1ＫM Ｖ(e)＝ＫMＶＫM . に従って生成するデータ演算処理手段を有することを特
    徴とする請求項５に記載のデータ処理装置。
  7. 【請求項７】前記データ処理装置は、フィールドプログ
    ラマブル・ゲートアレイ内に構成されていることを特徴
    とする請求項５に記載のデータ処理装置。
  8. 【請求項８】データメッセージの復号処理を実行するデ
    ータ処理装置であり、 （Ａ）ブロック数ｍの暗号化データメッセージ・ブロッ
    ク列：Ｃ1，Ｃ2，…，Ｃmを入力するデータ入力手段
    と、 （Ｂ）Ｋをｎ×ｎバイナリ・マトリックスからなるセッ
    ション鍵とし、Ｋ-1をＫの逆行列として設定して、 Ｋn、および、Ｋ-n=（Ｋ-1）nを算出し、 Ｋ0 ＝Ｋn ，Ｋ0 *=Ｋ-nとして設定するデータ演算処理
    手段と、 （Ｃ）ｉ＝１，２，・・・，ｍ，の各ｉについて、以下
    を実行するデータ演算処理手段と、 （ｃ−１）Ｔ＝［ｔrs］＝ＫＫi-1, （ｃ−２） 【数４】 （ｃ−３）Ｋi および Ｋ* iを以下の式に従って算出 （ａ）if y=1 →Ｋi＝Ｔ （ｂ）if y=0 →Ｋi＝ＫＴ （ｃ）if y=1 →Ｋ* i＝Ｋ-1Ｋ* i-1 （ｄ）if y=0 →Ｋ* i＝Ｋ-1Ｋ-1Ｋ* i-1 （Ｄ）Ｖをｎ×ｎバイナリ・マトリックス初期値として
    設定した下式、 Ｐi＝Ｋ-1ＣiＫ* i＋Ｋ* iＶＴ,， に従った演算処理により、平文データメッセージ・ブロ
    ック列：Ｐ1，Ｐ2，…，Ｐmを生成するデータ演算処理
    手段と、 を有することを特徴とするデータ処理装置。
  9. 【請求項９】前記データ処理装置において、さらに、 ＫMをｎ×ｎバイナリ・マトリックスからなるマスター
    秘密鍵とし、Ｋ(e)、および、Ｖ(e)は下式によって定義
    されるとき、 Ｋ(e)＝ＫMＫ-1ＫM Ｖ(e)＝ＫMＶＫM . 下式、 Ｋ-1＝ＫM -1Ｋ(e)ＫM -1 Ｖ＝ＫM -1Ｖ(e)ＫM -1 に従って値：Ｋ-1、およびＶを取得するデータ演算処理
    手段を有することを特徴とする請求項８に記載のデータ
    処理装置。
  10. 【請求項１０】前記データ処理装置は、フィールドプロ
    グラマブル・ゲートアレイ内に構成されていることを特
    徴とする請求項８に記載のデータ処理装置。
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