JP2003500898A

JP2003500898A - 複数の数値を基数とする対応するｘｏｒを用いたエンコーダ／デコーダ

Info

Publication number: JP2003500898A
Application number: JP2000619155A
Authority: JP
Inventors: サターフィールド，リチャード，シー
Original assignee: サターフィールド，リチャード，シー
Priority date: 1999-05-18
Filing date: 1999-05-18
Publication date: 2003-01-07
Also published as: CA2371446A1; EP1183819A1; EP1183819A4

Abstract

(57)【要約】プレーンテキスト要素及びマスクアレイ要素が別の基数のディジットへと変換される（ステップ2）。その結果として得られるディジットが新たな基数を法として組み合わされ、その結果が元の基数を用いた要素へと変換されて、暗号テキスト要素が得られる（ステップ4）。プレーンテキストの回復のために、暗号テキスト要素及びマスクアレイ要素が再び変換されて暗号化に使用されたものと同一の基数のディジットが生成され、新たな基数を法として該ディジットの逆の算術的な組み合わせが採用され、該組み合わせの結果が元の基数の要素へと変換されて、元のプレーンテキスト要素が得られる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】

本発明は一般に暗号テキストを生成する暗号化及び解読のための装置及び方法
に関し、特に対称プライベートキー暗号化を使用することに関する。送信側及び
受信側が交換されたキー情報を有すると、送信側によるメッセージの暗号化及び
受信側による解読が直接的な態様で達成される。

【０００２】

【従来の技術】

1917年に、Vernanは、電信暗号システム(telegraphic cipher system)（1919
年7月22日発行の米国特許第1,310,719号）を創作した。該システムは、ループ状
のキーテープ上のキャラクタに対する紙テープ上のメッセージキャラクタの値の
付加を用いるものであり、それらの値の和が暗号キャラクタとして送信される。
該方法のセキュリティは極めて長いキーテープに依存するものであることがすぐ
に判明した。その後、過度に長いキーテープをなくすために、Morehouse（1918
年）は、２つのVernanの電信装置を互いに結合させ、その２つの別個のループ状
のキーテープを利用して、その第１出力が第２の出力を変更し、該組み合わせら
れた出力がメッセージテープをエンコードして、暗号化メッセージを生成する。
これらの２つのループは互いに長さの異なるものであり、その一方のテープ上の
全てのキャラクタに対して他方のテープ上の全てのキャラクタが並べ換えられる
ことになる。このため、２つの短いテープは、それらよりも遙かに長いテープを
採用する場合を模倣するものとなる。Mauborgneは、キーテープ（又は２つのテ
ープの並べ換えによるもの）が、暗号化されるべき平文(clear text)に匹敵する
長さを有すると共にそれが１回のみ使用される場合にしかMorehouseのシステム
は暗号化装置として安全なものとならない、ということを示した。１メッセージ
内でキーの反復使用又は他のメッセージを暗号化するためのキーの反復使用は、
それが如何なる種類のキーであっても、キーテープの信頼性を低下させるものと
なる。また、メッセージ自体と同一のサイズを有するが一貫性を有するテキスト
からなる暗号キーを使用して作成された暗号テキスト（ciphertext）は解読され
得るものである。しかし、該暗号キーがランダムなキャラクタの集まりである場
合には、該暗号キーを使用して作成された暗号テキストは、解読できないものと
なる。

【０００３】 Man Ｙoung Rhee博士は、彼自身の著書「Cryptography and Seure Communicat
ions (McGraw-Hill, 1994)」の12頁で、「如何に大量の計算が許容されようとも
あらゆる暗号解析攻撃(cryptanalytic attack)に抗することができる暗号システ
ムは、無条件に安全なものであると言われる」と述べている。ワンタイムパッド
は、実際に使用されている唯一の無条件に安全な暗号化方式である。最も注目す
べき暗号化方式の１つがワンタイムパッドであり、この場合、暗号テキストは、
プレーンテキスト（すなわち平文）と、同一長さで反復することのないキースト
リームとのビット単位の排他的論理和(modulo-two sum)となる。しかし、その非
反復キーのサイズが大きいため、ワンタイムパッドは殆どの用途において実際的
なものでなくなる。

【０００４】 1992年5月12日発行の「RANDOM CHOICE CIPHER SＹSTEM AND METHOD」と題する
米国特許第5,133,444号では、「第１に、乱数ストリングは比較的不十分なもの
である。第２に、受信側は、送信側が使用した乱数と厳密に同じ乱数を手元に有
していなければならず、又は該乱数シーケンスを再生できなければならない。前
者は、膨大な量のキー情報を共有することを必要とする。膨大な量のキー情報の
共有は実際的なものではない。また後者は実施不可能である。」と述べられてい
る。かかる記述に対する２つの結論は不正確なものである。ディジタルソースの
サンプリング（詳細には16ビットのサウンドファイル）の統計的な分析の結果は
、ディジタル／コンピュータ環境ではランダム又は任意の数又はバイトを容易に
得ることができることを示している。このランダムな数を容易に得ることができ
るという事実は、当業者及び暗号化技術の専門家による教示及び意見に相反する
ものである。

【０００５】当業者の間で一般的であるもう１つの見方として、殆どの疑似乱数は、それが
式に基づいて生成されるものであるが故に固有の弱点を有しており、該式を再構
成して数値を順次予測することが可能である、ということが挙げられる。

【０００６】別の暗号化技術が、「RANDOM CODING CIPHER SＹSTEM AND METHOD」と題する
米国特許第5,133,444号及び米国特許第5,307,412号に開示されており、これらは
、シソーラス及びシノニムを算術／論理演算と共に使用してデータ及びマスクを
結合させてエンコード／デコードを達成している。したがって、これらの特許は
、シソーラス及びシノニムの使用により制限されるものとなる。

【０００７】「RESIDUE NUMBER ENCRＹPTION AND DECRＹPTION SＹSTEM」と題する米国特許
第5,077,793号は（第3カラム第40行〜第4カラム第8行において）、「モジューロ
(又は法(moduli))が互いに素(prime)になるよう選択される場合には、ゼロ〜（
モジューロの積−１）までの範囲の全ての整数を一意に表すことができる」と教
示している。数値プロセスに対する残余数(residue number)システムの重要性は
、加算、減算、及び乗算をモジューロ間の桁上げ操作を使用することなく実行で
きることにある。換言すれば、ｎチュープル中の各ディジットを独立して並列に
操作することができる。同特許はまた、ディジットＸ,Ｙの和Ｚについて、i番目
のディジットを式Ｚ_i＝(Ｘ_i＋Ｙ_i)mod ｍ_i により与えることが可能であること
、及び「５つのモジューロ5,7,11,13,17を使用して残余数システムで16ビットの
２進数を表すことができる」ことを示している。モジューロ(ｍ_i)は、互いに相
対的に素になるよう選択される。同特許明細書中の記載は続いてカラム5,6にお
いて、Ｚ＝(Ｘ＋Ｙ)modＭ（Ｍ＝全モジューロの積（すなわちＭ＝ｍ₁×ｍ₂×...
×ｍ_n））がビジネル(Vigenere)暗号化方式を一般化したものであることを規定
している。Ｙを使用してＸを暗号化するためにＺ＝(Ｘ−Ｙ)modＭを使用する場
合には、Ｘ＝(Ｙ−Ｚ)modＭ（ビューフォート(Beaufort)暗号化方式を一般化し
たもの）によりＺからＸを回復させることが可能である。該特許により説明され
る方法は、暗号化された数を一意に規定するために受信側へ送信される複数の異
なる残余を計算するために多数の異なるモジューロを同時に使用しなければなら
ないものである。本書で解説する暗号化方法は、多数のモジューロを使用するも
のではなく、該特許とは異なるものである。異なるモジューロを使用しないため
、その暗号化／解読装置は、設計上、より単純なものとなる。

【０００８】 1996年のBruce Schneier, John Wiley, & Sons, Inc.による「Applied Crypto
graphy, Second Edition」の13〜15頁には、ビジネル暗号化方法に固有のセキュ
リティに関する次のような論評が記載されている。「単純なＸＯＲアルゴリズムは、本当に困惑の種であり、ビジネルのポリアルフ
ァベティック暗号方式に過ぎないものである。」「真のセキュリティはそこには存在しない。この種の暗号化は容易に解くことが
可能なものである。コンピュータを使用すればほんの数秒である。プレーンテキ
ストが英語であると仮定する。更に、キー長さが小さなバイト数のものであると
仮定する。暗号を解く方法は次の通りである。１．同時計数法（counting coincidence）として知られる手順によりキーの長さ
を見つける。暗号テキストとそれ自体を様々なバイト数だけシフトさせたものと
のＸＯＲを計算し、それらのバイトで等しいものをカウントする。その変位がキ
ー長さの倍数である場合には、該バイトの内の６％を越える何らかが等しいこと
になる。前記変位がキー長さの倍数でない場合には、該バイトの内の0.4％未満
が等しいことになる（ランダムキーが通常のASCIIテキストを暗号化するものと
仮定すると、他のプレーンテキストが異なる数字を有することになる）。これは
、同時索引(index of coincidence)と呼ばれている。キー長さの倍数を示す変位
のうち最も小さいものがキー長さである。２．該キー長さにより暗号テキストをシフトさせ、該結果とそれ自体とのＸＯＲ
を計算する。これにより、キーが除去され、該キーの長さだけシフトされたプレ
ーンテキストとＸＯＲされたプレーンテキストが得られる。英語は、１バイトに
つき1.3ビットの実情報(real information)を有するため、一意の解読を決定す
るのに余計な部分が大量に存在する。」ビジネル暗号を解くための上記方法は、ＸＯＲ(base2)がそれ自体を反転した
ものであること、及び暗号キー(マスクバイト)が多数回繰り返されるという事実
に依存するものである。ＸＯＲがそれ自体の反転であるのは、ＡＸＯＲＢＸ
ＯＲＢ＝Ａだからである。本発明の目的は、ビジネル及びその変種であるビュ
ーフォートの暗号化方式を、それらをキャラクタに直接適用するのではなく、該
キャラクタを別の数字ベースで表現するディジットに適用することにより、改善
することにある。

【０００９】 Jennifer Seberry 及び Josef Pieprzyk (Prentice Hall, 1989)による「Cryp
tography : An Introduction to Computer Security」の70〜71頁には次のよう
に記載されている。「ビジネル暗号方式。そのキーは、一連の文字：Ｋ＝ｋ₁,..,ｋ_dにより指定され
る（ｋ_i(i=1,..,d)はi番目のアルファベットのシフト量を与えるものであり、す
なわち：ｆ_i(ａ)=ａ＋ｋ_i(mod n)）。」「変種ビューフォート暗号化方式。この場合には式ｆ_i(ａ)=ａ＋ｋ_i)(mod n)が
使用される。ａ−ｋ_i＝ａ＋(ｎ−ｋ_i)(mod n)であるため、変種ビューフォート
暗号化方式は、キーキャラクタｎ−ｋ_iに関してはビジネル暗号化方式と等価で
ある。実際に、変種ビューフォート暗号化方式はビジネル暗号化方式の逆関数と
なる。これは、その一方を使用して暗号化を行った場合にその他方を使用して解
読を行うからである。」歴史的には、ビジネル暗号化方式及びビューフォート暗号化方式は、文字全体
又はキャラクタ全体に適用されてきた。すなわち、キャラクタの値（アルファベ
ット中の位置）は、それ自体に対して加算又は減算された数（アルファベットの
長さを法(modulo)とするもの）を有しており、結果的に得られる数が、アルファ
ベット中のキャラクタ位置を指定するために使用され、該位置におけるキャラク
タが暗号化キャラクタとして送られる。

【００１０】本書において、ＢＣＮは、２進数から基数ｎへの数値変換、並びに２進法で示
されるディジットとして基数ｎの数字を表現することを意味する。一般的な例（
基数10）がＢＣＤ(binary coded decimal)であり、この場合には値０〜９は４つ
の２進ビットで表現される。

【００１１】本書では、１バイトを２つ又は３つ以上のビットとして定義する。典型的な用
法では、１バイトは８ビットとみなされる（が、これに限定されるものではない
）。

【００１２】また本書では、アレイ（又はマスク）を複数の要素から構成されるものとして
説明する。かかる要素は、任意の実際の又は論理的なグループ（例えば任意長さ
の１ビット、１ニブル、１バイト、又は１ワード）として定義されるものである
。

【００１３】

【発明が解決しようとする課題】

本発明の目的は、シソーラス及び／又はシノニム及び／又はその他の形態のル
ックアップテーブルの使用に依存することのない、暗号化／解読装置及び方法を
提供することにある。

【００１４】本発明の更なる目的は、１つの数字を基数とするキャラクタの表現をそれに対
応する別の数字をベースとする表現へと変換する、暗号化／解読機構を提供する
ことにある。

【００１５】

【課題を解決するための手段】

上記目的は、複数の要素又はキャラクタとして表現されたメッセージ又は情報
を送信のために暗号化する暗号化／解読装置であって該メッセージが解読される
ことになるもう１つの装置へと送信する暗号化／解読装置により達成される。該
要素又はキャラクタのマスクが定義されてその暗号化／解読で使用される。該メ
ッセージ要素およびマスク要素は、別の新たな２進でない基数のシステムにおい
て対応する複数の要素へと変換される。該変換されたメッセージ要素およびマス
ク要素が各要素毎にそれぞれ組み合わされて、暗号テキストとして定義される新
たな一組の要素が形成される。

【００１６】この暗号テキストは、送信に適した更に別の基数で一組の要素へと変換するこ
とが可能である。

【００１７】暗号テキストをデコードするために、マスク要素（暗号化に使用されたものと
同一のもの）が別の基数（暗号テキストの複数のディジットの基数と同じ基数）
の対応する要素へと変換される。次いで、それらの要素が、暗号化に使用された
要素を反転させたものを使用して各要素毎にそれぞれ組み合わされて、新たな一
組の要素が形成される。該一組の要素を元のメッセージの基数の数値へと変換す
るとプレーンテキストメッセージとなる。

【００１８】ここで、ＸＯＲｎ(ＸＯＲ＋及びＸＯＲ−)は、（ｍ個のディジットについて）
基数ｎの数値Ａ,Ｂを定義すると、次のような排他的論理和演算（基数ｎ）を示
すものである。

【００１９】

【数１】

【００２０】次いで、好適な実施形態では、要素Ａ,Ｂを次式に従って組み合わせることが可
能である。

【００２１】

【数２】

【００２２】

【数３】

【００２３】基数２の場合には、ＸＯＲｎは標準的なＸＯＲ演算と同一となる。２進数のｊ個
のディジット（基数ｎ）への変換は、該数値のｎによる連続的な除算により行わ
れる。この場合、各除算の剰余がｉ番目（i＝0〜j-1）のディジットとなる。該
数値（基数ｎ）の複数のディジットは、和＝0に設定し、次いでi=j-1〜0につい
て和＝（和×ｎ）＋ディジット_iを実行することにより、２進数に戻るよう変換
される。これが完了すると、その結果が和となる。

【００２４】本発明の利点は、ＸＯＲ（基数２）を採用した暗号化方法が、２よりも大きな
基数を使用することにより強力になる点にある。これは、ＡＸＯＲｎＢＸＯ
ＲｎＢがＡに等しくならないからである。

【００２５】本発明の別の利点は、一好適実施形態における暗号化されるべき各バイト及び
各マスクバイト（キーバイト）が２進数から基数ｎ（ｎ＞２）の複数のディジッ
ト又は要素からなるストリングへと変換され、かかるディジットに数２及び数３
の演算が体系的に適用される点にある。一度に使用される基数又はモジューロは
１つだけである。

【００２６】本発明の一好適実施形態では、数２及び数３は有利に使用される。これは、２
進マスクバイトを別の基数のディジットへと変換した結果として得られる一連の
ディジットがキーとなるため反復するキーが（通常考えられるキーとして）存在
しないからである。マスクバイトストリングは、少数のキャラクタに限定される
ものではなく、極めて長い連続する複数バイトとすることができる。マスクバイ
トが反復するシーケンスに従う場合には反復する一連のディジットを用いること
も依然として可能であるが、コンピュータ環境における任意のマスクバイトの取
得の容易性により、かかる状況が生じる可能性は低減されよう。これらのバイト
を、ディジタルソースのサンプリング、数値的なハッシュ関数の適用、疑似乱数
の生成、及びその他の数値演算を含む幾つかのディジタルソースから導出するこ
とが可能である（が、これらに限定されるものではない）。

【００２７】一好適実施形態では、数２が暗号化に使用され、数３が解読に使用される。こ
れらが逆の暗号化であるため、別の好適実施形態では、数３が暗号化に使用され
、数２が解読に使用される。明朗化のため前者の方法のみを示す。後者の機構の
実施については当業者には理解されよう。

【００２８】任意の及び乱数は、通常のディジタルプロセスにより生成される。（ＣＤ−Ｒ
ＯＭに見られる）最もディジタル化された音楽は、レート44.1kHzでサンプリン
グされた16ビットステレオである。これは、１分間につき10.5メガバイトを生成
するものとなる。その約１／２（すなわち5メガバイト／分）は任意のデータバ
イトとして使用することが可能である。音楽を構成するディジタルデータストリ
ームを読み出して上位８ビットを棄却しサウンドの下位８ビットのみをサンプリ
ングして任意の又はランダムな数値を生成することにより、妥当にランダムなデ
ータバイトが生成される。その結果として得られるバイトストリームについてフ
ーリエ解析を行っても特定のパターンは全く見られない。静かな楽節（silent p
assages）は回避されることになる、ということに留意されたい。音楽のあらゆ
るバイトを順に取得するのが望ましくない場合には、ｎが11〜17の間の小さな値
を有するのであれば、ｎ番目毎のバイトを使用しても全く問題ない。留意すべき
は、音楽ＣＤ−ＲＯＭに固有のエラー訂正は完全なものではなく、ユーザは、Ｃ
Ｄ−ＲＯＭ音楽形式からＷＡＶＥ(.WAV)ファイル形式へと変換を行い、次いでモ
デム、大容量リムーバブルドライブ、ディジタル磁気テープカートリッジにより
、又は該ＷＡＶＥ(.WAV)ファイルを含むディジタルＣＤ−ＲＯＭを作成すること
により、該ＷＡＶＥ(.WAV)ファイルを第三者へ送ることを望む可能性がある、と
いう点である。

【００２９】任意の又はランダムなディジタル数の別のソースは、ＰＨＯＴＯＣＤ−ＲＯ
Ｍからの幾つかのピクチャのピクセル単位での修正（排他的論理和、加算、減算
）に見いだすことができる。この場合にも下位バイトが考慮対象となる。コンピ
ュータによるＺＩＰされた(.zip)ファイルやその他の圧縮されたファイル形式を
使用することも可能である。

【００３０】送信側及び受信側は、マスクバイトのために使用されるソースについて、及び
かかるソースをサンプリングし及び／又は組み合わせてメッセージの暗号化及び
解読に使用するためのマスクバイトを生成する態様について、予め同意しなけれ
ばならない。

【００３１】別の好適な実施形態では、ディジタルソースのインテリジェントサンプリング
を有利に使用して、暗号化に使用するバイトストリームの再構築を低減させるこ
とが可能である。加えて、暗号化アルゴリズム及びハッシュアルゴリズムを使用
して、ディジタルソースをその利用に先立って変更することが可能である。更に
、テーブル、アレイ、及び／又はマスクのための疑似乱数の変更を有利に使用す
ることも可能である。

【００３２】本発明の他の特徴及び利点は、以下の本発明の好適な実施形態の詳細な説明を
添付図面と共に参照することにより明らかとなろう。

【００３３】

【発明の実施の形態】

図１Ａは、２進値をエンコードするための各ステップの一好適実施形態である
。ステップ1で、エンコードすべき２進情報(Ａ)がステップ2のためにエンコーダ
へ提供される。ステップ2で、該２進情報が、別の基数Ｎで表現された複数キャ
ラクタのディジット(Ａ')へと変換される。ステップ3のディジット又はキャラク
タ(Ｂ')がステップ4で数２に従ってディジットＡ'と組み合わされ、その結果と
して基数Ｎで表現されたディジットＣ'が得られる。該ディジットＣ'は、元の情
報Ａを暗号化した形のものである。ステップ5で、これらディジットＣ'が２進数
(Ｃ)へと変換される。これは、受信側へ送るのに都合の良い基数である。

【００３４】図１Ｂは、図１Ａに示すようにして送信されたディジットの受信側が、受信し
たエンコード済ディジットをデコードするのに必要な各ステップを示したもので
ある。ステップ7で、ディジットＣが基数Ｎのディジットへと変換されてディジ
ットＣ'が生成される。ステップ8でディジットＢ'が格納される。該ディジット
Ｃ',Ｂ'がステップ9で数３に従って組み合わされ、その結果としてディジットＡ
'が得られる。ステップ10で、ディジットＡ'が変換されて元の２進数Ａへと戻さ
れる。

【００３５】図１Ａ及び図１Ｂに示したプロセスにおいて、数２及び数３の使用順を逆にす
ることが可能であり、この場合には数３が図１Ａのステップ4で使用され、数２
が図１Ｂのステップ9で使用されることになる。

【００３６】更に図１Ａ及び図１Ｂを参照すると、２進情報Ａは、８ビットバイトとして表
現することが可能であるが、任意のサイズのバイトを使用することが可能である
。Ａ',Ｂ',Ｃ'は、基数Ｎのディジットとして表現された数値である。ソースＢ'
の情報もまた、本書で説明するように、あらゆるランダム形式又は疑似ランダム
形式のものとすること、又は任意のソースとすることが可能である。

【００３７】図２は、エンコーダ／デコーダを示す基本的なブロック図である。以下の説明
は、２進入力(Ｎ３＝２)の２進マスクバイト(Ｎ４＝２)を用いた２進出力(Ｎ２
＝２)への処理に関するものである。Ｎ１は、２よりも大きい任意の値となる。
Ｍバイトのプレーンテキストがライン21を介して入力データバッファ2へロード
される。加えて、Ｍ個のマスクバイトがライン22を介してデータマスクバッファ
3へロードされる。アドレスカウンタであるデータアドレスカウンタ1、マスクア
ドレスカウンタ14、及び出力アドレスカウンタ15は、全て０に初期化される。こ
れらのカウンタは、バッファ全体を処理するために、Ｍ回クロックされることに
なる。ＥＤは、エンコーダ／デコーダにより何れの数式（＃1又は＃2）が使用さ
れることになるかを示すために使用される１ビットの２進フラグである。エンコ
ードを行う場合にはＥＤ＝０にセットされ、デコードを行う場合にはＥＤ＝１に
セットされる。Ｎ１ 7は、ＸＯＲ演算に使用されるべき基数である。Ｎ２ 10は
、ディジット（基数Ｎ１）を変換して出力バッファに入力すべきバイトへと戻す
ために使用すべき基数である。Ｎ３ 13は、入力データバイトの基数であり、２
進入力バイトの場合には通常は２である。ディジット変換器(4,5)及び数値変換
器9のための内部的なディジットの数は、ライン32を介してディジット（ディジ
ットの数）12により供給される。必要とされるディジット数は、ＸＯＲ演算のた
めの基数、及び処理されるバイトのビット幅によって決定される。ディジット12
の値は次のようにして計算される。ディジット≧In(２^{(ビット数)}−１)／In(Ｎ１) ビット数が８（２⁸−１＝255）であり、ＸＯＲｎのための基数が15である場合に
は、３ディジットが必要となる。これは、In(255)／In(15)＝2.04であり、該値
が次の整数値３へと切り上げられるからである。

【００３８】データアドレスカウンタ1は、ライン20を介して入力データバッファ2へ送られ
る。マスクアドレスカウンタ14は、ライン36を介してデータマスクバッファ3へ
送られる。出力アドレスカウンタ15は、ライン37を介して出力データバッファ11
へ送られる。これらのカウンタは、入力データバッファ2及びデータマスクバッ
ファ3からどのバイトを選択するか、及び結果的に得られるバイトを出力データ
バッファ11内の何処に配置するかを指定するために使用される。入力データバッ
ファ2からのバイトは、ライン24を介してディジット変換器5へ送られる。同様に
、データマスクバッファ3からのバイトは、ライン23を介してディジット変換器4
へ送られる。Ｎ１（ＸＯＲｎ演算のための基数）は、ライン25を介してディジッ
ト変換器4の「base」入力及び数値変換器9の「i base」入力へ送られる。Ｎ３ 1
3（入力データバイトの基数）は、この場合には２（２進用）にセットされ、ラ
イン34を介してディジット変換器5へ送られる。同様に、Ｎ４ 16（マスクバイト
の基数）もまた、この場合には２（２進用）にセットされ、ライン35を介してデ
ィジット変換器4へ送られる。ディジット12の数値は、ライン32を介してディジ
ット変換器4,5及び数値変換器9の「#dig」入力へ送られる。

【００３９】２進入力データバイトは、ディジット変換器5において基数Ｎ１のディジット
へと変換され、その結果として得られるディジットがライン27を介してモジュー
ロＮ加算器／減算器6の「Ａ」入力へ送られる。２進数のｊディジット(基数ｎ）
への変換は、該２進数のｎによる連続的な除算により行われ、この場合、各除算
の剰余がｉ番目（ｉ＝0〜j-1）のディジットとなる。この変換は、予め計算され
たテーブルのテーブルルックアップにより達成することも可能である。同様に、
２進マスクバイトがディジット変換器4において基数Ｎ１のディジットへと変換
され、その結果として得られるディジットがライン26を介してモジューロＮ加算
器／減算器6の「Ｂ」入力へ送られる。ＥＤ8は、ライン28を介してモジューロＮ
加算器／減算器6の「e/d」入力へ送られる。ＥＤ＝０の場合には、各「ｊ」ディ
ジット毎に、Ｃ_j＝（Ａ_j＋Ｂ_j）mod Ｎ１となる。またＥＤ＝１の場合には、各
ディジット毎に、Ｃ_j＝（Ｎ１＋Ａ_j−Ｂ_j）mod Ｎ１となる。モジューロＮ加算
器／減算器6内での演算の結果として得られたディジット（Ｃ_j）は、ライン29を
介して数値変換器9の入力に送られる。随意選択的に、モジューロＮ加算器／減
算器6の出力ディジットを（２進値に変換する代わりに）一連の暗号テキスト出
力ディジットとみなすことが可能である。これらのディジットは、受信側への送
信のための何らかの他のプロセスにより使用することが可能である。ＥＤ＝１の
場合に、モジューロＮ加算器／減算器6の出力を（受信側に対し変換して戻す代
わりに）一連の暗号テキスト出力ディジットとみなすことが可能である。ＥＤ＝
１の場合には、モジューロＮ加算器／減算器6の出力は、元のプレーンテキスト
を表すディジットとなる。なお、この実施形態の場合には、数値変換器9での２
進数への変換後にのみ２進プレーンテキストとなる。

【００４０】出力基数Ｎ２の値は、ライン30を介して数値変換器9の「ok base」入力へ送ら
れる。Ｎ２＝２の場合には、数値変換器9に送られたディジットは、和＝０にセ
ットし、次いでｊ＝(ディジット−１)〜０について和＝(和×Ｎ１)＋Ｃ_j（Ｃ_jは
Ａ_j ＸＯＲｎＢ_jの結果）を実行することにより変換されて２進値へと戻される
。これが完了すると、その結果が和となる。この基数変換はまた、予め計算され
たテーブルを使用してテーブルルックアップにより達成することが可能である。
Ｎ２＝２（２進）の場合には、結果として得られる和の２進値が、ライン31を介
して出力データバッファ11へ送られる。

【００４１】Ｎ２＝２でない場合には、該和の２進値が、（上述の方法により）基数Ｎ２の
ディジットへと変換され、該ディジットが使用されて出力バイト中のＢＣＮディ
ジットが形成され、次いで該（ＢＣＮ形式の）出力バイトがライン31を介して出
力データバッファ11へ送られる。

【００４２】入力バッファ中の全バイトが処理されて出力バッファ内に配置されるまで上記
の各ステップが繰り返される。次いで暗号テキストがライン33を介してユーザへ
送られる。ＥＤ＝１の場合には、出力バッファはプレーンテキストを含む。

【００４３】入力及び出力に（２進以外の）基数を使用することにより、エンコーダ／デコ
ーダの演算を変更することができる。以下の実施形態は全て、２よりも大きい基
数を使用するものである。

【００４４】Ｎ２（出力結果の基数）がＮ１（ＸＯＲｎ演算の基数）と等しい場合には、該
ＸＯＲｎ演算の結果として得られるディジットは、その変更を伴うことなくライ
ン31を介して出力データバッファ11内に配置される。これは、出力データバッフ
ァ11のサイズが入力データバッファ2のサイズよりも大きいことを必要とする（
出力バイト中にディジット値を保持するため）。また、出力アドレスカウンタ15
は、一層多くのアドレスを出力データバッファ11に送らなければならない（格納
されている追加情報を取り扱うため）。結果的に得られる暗号テキストは、実施
形態に応じてディジット又はＢＣＮ形式にすることが可能である。

【００４５】プレーンテキスト21又はデータマスク22が、ディジット又はＢＣＮ形式であり
、これら入力の何れかの基数がＸＯＲｎ演算の基数と同一（Ｎ３又はＮ４≠Ｎ１
）である場合には、これらのディジット（≠Ｎ１）は、それぞれのディジット変
換器4又は5を介して変更なしで送られる。この場合には、それぞれのアドレスカ
ウンタを適当な追加回数だけインクリメントして、必要とされる数のディジット
をモジューロＮ加算器／減算器6へ送ることが必要となる。

【００４６】プレーンテキスト21又はデータマスク22が、ＢＣＮ又はディジット形式であり
、Ｎ３又はＮ４＝Ｎ１である場合には、最初に適当な入力（＝Ｎ１）がそれぞれ
のディジット変換器4又は5により内部的に２進値へと変換された後、基数Ｎ１の
ディジットへと変換される。

【００４７】実施形態によっては、基数ｎのディジットへのバイトの変換は、ｎによるバイ
トの反復的な除算の代わりにテーブルルックアップにより達成される。加えて、
２進その他の基数へのディジット（基数ｎ）の変換もまたテーブルルックアップ
により達成される。

【００４８】別の一好適実施形態（図示せず）では、入力データ及びマスクデータバイトが
16ビット幅を有し、その他のカウンタ、テーブル、変数、又はアレイが、モジュ
ーロＮ加算器／減算器のe/d入力を変更するために使用され、これにより、バッ
ファが処理されている間にディジットの組み合わせ方法が（数２及び数３の形式
間で）変更される。別の一好適実施形態では、入力及び出力バッファ中のデータ
バイトが、該バッファ中の全てのビットがあたかも１つの極めて大きなバイトを
構成するかのように処理される。別の一好適実施形態は、16ビットよりも大きな
バイト幅を使用する。

【００４９】上記開示の文面及び思想から逸脱することなく本発明の範囲内で他の実施形態
、改善、細部、及び使用を実施可能であることは、当業者には自明であろう。本
発明の範囲は、上記教示内容及びそれと等価なものを含めて、特許法により解釈
される特許請求の範囲によってのみ制限されるものである。

【図面の簡単な説明】

【図１Ａ】本発明の一好適実施形態のエンコーダプロセスの概要を示すフローチャートで
ある。

【図１Ｂ】本発明の一好適実施形態のデコーダプロセスの概要を示すフローチャートであ
る。

【図２】エンコーダ／デコーダを示すブロック図である。

Claims

【特許請求の範囲】

【請求項１】暗号化／解読装置であって、 a. 暗号化／解読を行うべき情報であって基数Ｍで表現された第１要素のアレイ
Ｄ１を規定する情報を取り出す手段と、 b. 前記アレイＤ１の前記第１要素の暗号化／解読を行うために使用される情報
であって第２要素のアレイＤ２を規定する情報を取り出す手段と、 c. 前記アレイＤ１の前記第１要素を、該第１要素を２よりも大きい基数Ｎで表
現したものである第３要素のアレイＤ３へと変換する、第１手段と、 d. 前記アレイＤ２の前記第２要素を、該第２要素を２よりも大きい基数Ｎで表
現したものである第４要素のアレイＤ４へと変換する、第２手段と、 e. 前記アレイＤ３及びＤ４をモジューロＮで組み合わせてアレイＤ５の第５要
素を形成する組み合わせ手段と、 f. 基数Ｎの前記アレイＤ５の前記第５要素を、エンコード時には暗号テキスト
となりデコード時にはプレーンテキストとなる、基数Ｍで表現した第６要素のア
レイＤ６へと変換する手段とを備えている、暗号化／解読装置。
【請求項２】前記組み合わせ手段が、Ｎを法として前記アレイＤ３の第３要素を前記アレイ
Ｄ４の第４要素に加算して前記アレイＤ５の第５要素を形成する手段からなる、
請求項１に記載の暗号化／解読装置。
【請求項３】前記組み合わせ手段が、Ｎを法としてＮを前記アレイＤ３の第３要素に加算し
前記アレイＤ４の第４要素を減算して前記アレイＤ５の第５要素を形成する手段
からなる、請求項１に記載の暗号化／解読装置。
【請求項４】前記アレイＤ５の第５要素から前記アレイＤ６の第６要素を形成するために使
用される基数がＭ'（Ｍ'≠Ｍ）である、請求項１に記載の暗号化／解読装置。
【請求項５】前記アレイＤ５の第５要素から前記アレイＤ６の第６要素を形成するためにテ
ーブルルックアップが使用される、請求項１に記載の暗号化／解読装置。
【請求項６】前記アレイＤ２の第２要素が、テーブルルックアップによりアレイＤ４の第４
要素へと変換される、請求項１に記載の暗号化／解読装置。
【請求項７】前記アレイＤ１の第１要素が、テーブルルックアップによりアレイＤ３の第３
要素へと変換される、請求項１に記載の暗号化／解読装置。
【請求項８】高い信頼性で取り出すことができるディジタル数の任意のソースから前記アレ
イＤ２の第２要素を取り出す手段を更に備えている、請求項１に記載の暗号化／
解読装置。
【請求項９】前記アレイＤ４の第４要素となる情報を取り出す手段を備えており、前記ステ
ップb,dを使用しない、請求項１に記載の暗号化／解読装置。
【請求項１０】前記ディジタル数のソースが、疑似乱数、乱数、又は疑似乱数及び乱数の両者
を含む、請求項６に記載の暗号化／解読装置。
【請求項１１】暗号化装置であって、 a. 暗号化／解読を行うべきプレーンテキスト情報であって基数Ｍで表現された
第１要素のアレイＤ１を規定するプレーンテキスト情報を取り出す手段と、 b. 前記アレイＤ１の前記第１要素の暗号化／解読を行うために使用される情報
であって第２要素のアレイＤ２を規定する情報を取り出す手段と、 c. 前記アレイＤ１の前記第１要素を、該第１要素を２よりも大きい基数Ｎで表
現したものである第３要素のアレイＤ３へと変換する、第１手段と、 d. 前記アレイＤ２の前記第２要素を、該第２要素を２よりも大きい基数Ｎで表
現したものである第４要素のアレイＤ４へと変換する、第２手段と、 e. 前記アレイＤ３及びＤ４をモジューロＮで組み合わせて暗号テキストである
アレイＤ５の第５要素を形成する組み合わせ手段と、 f. 基数Ｎの前記アレイＤ５の前記第５要素を、エンコード時には暗号テキスト
となりデコード時にはプレーンテキストとなる、基数Ｍで表現した第６要素のア
レイＤ６へと変換する手段とを備えている、暗号化装置。
【請求項１２】前記アレイＤ５の第５要素が暗号テキストを形成する、請求項１１に記載の暗
号化装置。
【請求項１３】前記アレイＤ１の第１要素が、テーブルルックアップにより前記アレイＤ３の
第３要素へと変換される、請求項１１に記載の暗号化装置。
【請求項１４】前記アレイＤ２の第２要素が、テーブルルックアップにより前記アレイＤ４の
第４要素へと変換される、請求項１１に記載の暗号化装置。
【請求項１５】前記組み合わせ手段が、Ｎを法として前記アレイＤ３の第３要素を前記アレイ
Ｄ４の第４要素に加算して前記アレイＤ５の第５要素を形成する手段からなる、
請求項１１に記載の暗号化装置。
【請求項１６】前記組み合わせ手段が、Ｎを法としてＮを前記アレイＤ３の第３要素に加算し
前記アレイＤ４の第４要素を減算して前記アレイＤ５の第５要素を形成する手段
からなる、請求項１１に記載の暗号化装置。
【請求項１７】高い信頼性で取り出すことができるディジタル数の任意のソースから前記アレ
イＤ２の第２要素を取り出す手段を更に備えている、請求項１１に記載の暗号化
装置。
【請求項１８】前記ディジタル数のソースが、疑似乱数、乱数、又は疑似乱数及び乱数の両者
を含む、請求項１１に記載の暗号化装置。
【請求項１９】高い信頼性で取り出すことができるディジタル数の任意のソースから前記アレ
イＤ４の第４要素を取り出す手段を更に備えている、請求項１１に記載の暗号化
装置。
【請求項２０】前記ディジタル数のソースが、疑似乱数、乱数、又は疑似乱数及び乱数の両者
を含む、請求項１９に記載の暗号化装置。
【請求項２１】暗号解読装置であって、 a. 解読を行うべき暗号テキスト情報であって基数Ｎで表現された第３要素のア
レイＤ３を規定する暗号テキスト情報を取り出す第１手段と、 b. 前記アレイＤ２の第２要素を、該第２要素を２よりも大きい基数Ｎで表現し
たものである第４要素のアレイＤ４へと変換する、第２手段と、 c. 前記アレイＤ３及びＤ４をモジューロＮで組み合わせて基数Ｎのプレーンテ
キストであるアレイＤ５の第５要素を形成する組み合わせ手段と、 d. 基数Ｎの前記アレイＤ５の第５要素を、元のプレーンテキストである基数Ｍ
で表現されたアレイＤ６の第６要素へと変換する手段とを備えている、暗号解読装置。
【請求項２２】前記アレイＤ５の第５要素が元のプレーンテキストメッセージからなる、請求
項２１に記載の暗号解読装置。
【請求項２３】前記アレイＤ２の第２要素が、テーブルルックアップにより前記アレイＤ４の
第４要素へと変換される、請求項２１に記載の暗号解読装置。
【請求項２４】前記組み合わせ手段が、Ｎを法として前記アレイＤ３の第３要素を前記アレイ
Ｄ４の第４要素に加算して前記アレイＤ５の第５要素を形成する手段からなる、
請求項２１に記載の暗号解読装置。
【請求項２５】前記組み合わせ手段が、Ｎを法としてＮを前記アレイＤ３の第３要素に加算し
前記アレイＤ４の第４要素を減算して前記アレイＤ５の第５要素を形成する手段
からなる、請求項２１に記載の暗号解読装置。
【請求項２６】高い信頼性で取り出すことができるディジタル数の任意のソースから前記アレ
イＤ２の第２要素を取り出す手段を更に備えている、請求項２１に記載の暗号解
読装置。
【請求項２７】前記ディジタル数のソースが、疑似乱数、乱数、又は疑似乱数及び乱数の両者
を含む、請求項２６に記載の暗号解読装置。
【請求項２８】前記アレイＤ５の第５要素から前記アレイＤ６の第６要素を形成するためにテ
ーブルルックアップが使用される、請求項２１に記載の暗号解読装置。
【請求項２９】高い信頼性で取り出すことができるディジタル数の任意のソースから前記アレ
イＤ４の第４要素を取り出す手段を更に備えている、請求項２１に記載の暗号解
読装置。
【請求項３０】前記ディジタル数のソースが、疑似乱数、乱数、又は疑似乱数及び乱数の両者
を含む、請求項２９に記載の暗号解読装置。
【請求項３１】前記アレイＤ５の第５要素から前記アレイＤ６の第６要素を形成するためにテ
ーブルルックアップが使用される、請求項２１に記載の暗号解読装置。