JP2021092634A - 平文暗号化復号化方法および平文暗号化復号化装置 - Google Patents

Abstract

【課題】 暗号文の秘匿性を向上させることができると共に、メモリの増大化を招くことのない平文暗号化復号化方法および平文暗号化復号化装置を提供する。【解決手段】 乱数発生手段１ｄで発生される各乱数値Ｒが、秘匿用暗号化文Ｚを保存する外部メモリ２のアドレス値ＡにＳ１０４で順に付加されていくことで、第２結合値が生成される。生成された第２結合値はそのハッシュ値ＨＡＳＨ２が演算され、演算されたハッシュ値ＨＡＳＨ２の末尾の下２桁の値とＨＡＳＨ−ＩＤとがＳ１０５で比較される。撹拌テーブルは、その比較結果、第２結合値のハッシュ値ＨＡＳＨ２の末尾の下２桁の値とＨＡＳＨ−ＩＤとが一致したときまでに発生される乱数の数列Ｂとして、Ｓ１０６でその時々に応じて動的に生成される。暗号化文Ｘの撹拌は、このように動的に生成される撹拌テーブルを用いて、図３に示すように行われる。【選択図】 図２

Description

本発明は、平文の暗号化文を撹拌テーブルによって撹拌して秘匿化する平文暗号化復号化方法および平文暗号化復号化装置に関するものである。

従来、この種の平文暗号化復号化方法および装置としては、例えば、特許文献１に開示された暗号化方法および復号化方法、装置がある。

この方法、装置では、一般化Feistel構造を有する２つのFeistel処理手段の間に拡散処理手段を配置した構成の暗号化手段が用いられる。平文はｎ個に分割されて１つ目のFeistel処理手段に入力される。各Feistel処理手段は、それぞれ、鍵データにて非線形変換を行う１ラウンド以上のｎ系列一般化Feistel構造によって構成される。１つ目のFeistel処理手段で処理されたデータは、その後、拡散処理手段に入力される。拡散処理手段は、ｎ行ｎ列の行列で表現される拡散テーブルを使った行列計算を行い、ｎ個の入力データを拡散テーブルの各数値に掛け合わして拡散する。拡散されたｎ個の出力データは、その後、２つ目のFeistel処理手段に入力されて処理されることで、暗号文に変換される。

国際公開第２００９／０７５３３７号

しかしながら、特許文献１に開示されたような従来の平文暗号化および復号化方法、装置における拡散（撹拌、アフィン）処理は、上記の拡散テーブルのようなメモリに記憶されて固定されたテーブルに基づいて行われる。したがって、拡散処理の鍵となる拡散テーブルが公開されていたり、総当たりで露見したりすると、拡散処理されたデータは容易に元の拡散前のデータに戻すことができる。このため、このような固定テーブルを用いて拡散処理が行われた暗号文は、その秘匿性が十分に保たれない。また、従来の方法および装置では、固定テーブルのテーブル値をメモリに保存しておく記憶領域が必要となり、メモリの増大化につながる。

本発明は、このような課題を解消するためになされたもので、暗号文の秘匿性を向上させることができると共に、メモリの増大化を招くことのない平文暗号化復号化方法および平文暗号化復号化装置を提供することを目的とする。

このために、本発明は、秘匿用暗号化文をメモリに保存する保存先を指定するアドレス値に平文を付加した第１結合値のハッシュ値における所定位置の値から識別値を生成する識別値生成ステップと、平文を暗号化して暗号化文を生成する暗号化ステップと、乱数発生手段で発生される各乱数を前記アドレス値に順に付加していって生成される第２結合値のハッシュ値の所定位置の値と識別値とを比較する第１比較ステップと、第１比較ステップにおける比較結果が一致したときまでに発生される乱数の数列を撹拌テーブルとして暗号化文を撹拌して撹拌暗号化文を生成する撹拌ステップと、撹拌暗号化文に撹拌テーブルのテーブル値を付加して秘匿用暗号化文を生成する秘匿暗号化ステップと、生成した秘匿用暗号化文を前記アドレス値によって指定されるアドレスのメモリに保存する保存ステップと、前記アドレス値によって指定されるアドレスのメモリから秘匿用暗号化文を読み出す読出ステップと、読み出した秘匿用暗号化文の所定位置の値にその所定位置の値に連続して並ぶ各位置の値を順に付加していって乱数の数列を再生し、再生した乱数の数列を前記アドレス値に付加した第３結合値のハッシュ値における所定位置の値を識別値と比較する第２比較ステップと、第２比較ステップにおける比較結果が一致したときに得られる乱数の数列を撹拌テーブルとして抽出する撹拌テーブル抽出ステップと、抽出した撹拌テーブルを読み出した秘匿用暗号化文から取り除いた文を撹拌暗号化文として抽出する撹拌暗号化文抽出ステップと、抽出した撹拌暗号化文を抽出した撹拌テーブルに基づいて逆変換して暗号化文に戻す逆変換ステップと、逆変換されて得られた暗号化文を復号化して平文を得る復号化ステップとを備える平文暗号化復号化方法を構成した。

また、本発明は、秘匿用暗号化文をメモリに保存する保存先を指定するアドレス値に平文を付加した第１結合値のハッシュ値における所定位置の値から識別値を生成する識別値生成手段と、平文を暗号化して暗号化文を生成する暗号化手段と、乱数を発生する乱数発生手段と、乱数発生手段で発生される各乱数を前記アドレス値に順に付加していって生成される第２結合値のハッシュ値の所定位置の値と識別値とを比較する第１比較手段と、第１比較手段における比較結果が一致したときまでに発生される乱数の数列を撹拌テーブルとして暗号化文を撹拌して撹拌暗号化文を生成する撹拌手段と、撹拌暗号化文に撹拌テーブルのテーブル値を付加して秘匿用暗号化文を生成する秘匿暗号化手段と、生成した秘匿用暗号化文を前記アドレス値によって指定されるアドレスのメモリに保存する保存手段と、前記アドレス値によって指定されるアドレスのメモリから秘匿用暗号化文を読み出す読出手段と、読み出した秘匿用暗号化文の所定位置の値にその所定位置の値に連続して並ぶ各位置の値を順に付加していって乱数の数列を再生し、再生した乱数の数列を前記アドレス値に付加した第３結合値のハッシュ値における所定位置の値を識別値と比較する第２比較手段と、第２比較手段における比較結果が一致したときに得られる乱数の数列を撹拌テーブルとして抽出する撹拌テーブル抽出手段と、抽出した撹拌テーブルを読み出した秘匿用暗号化文から取り除いた文を撹拌暗号化文として抽出する撹拌暗号化文抽出手段と、抽出した撹拌暗号化文を抽出した撹拌テーブルに基づいて逆変換して暗号化文に戻す逆変換手段と、逆変換されて得られた暗号化文を復号化して平文を得る復号化手段とを備える平文暗号化復号化装置を構成した。

本構成によれば、乱数発生手段で発生される各乱数が、秘匿用暗号化文を保存するメモリのアドレス値に順に付加されていくことで、第２結合値が生成される。生成された第２結合値はそのハッシュ値が演算され、演算されたハッシュ値の所定位置の値と識別値とが比較される。撹拌テーブルは、その比較結果、第２結合値のハッシュ値の所定位置の値と識別値とが一致したときまでに発生される乱数の数列として、その時々に応じて動的に生成される。暗号化文の撹拌は、このように動的に生成される撹拌テーブルを用いて、行われる。

したがって、メモリに固定して記憶された撹拌テーブルを用いてデータの撹拌が行われる従来の平文暗号化復号化方法および装置とは異なり、撹拌処理の鍵となる撹拌テーブルが公開されたり、総当たりで露見したりする事態は生じない。このため、撹拌処理されたデータを容易に元の撹拌前のデータに戻すことが困難になり、暗号文の秘匿性は向上する。また、従来のように、固定テーブルのテーブル値をメモリに保存しておく記憶領域が必要とされないため、メモリが増大化することもない。

このため、本発明によれば、暗号文の秘匿性を向上させることができると共に、メモリの増大化を招くことのない平文暗号化復号化方法および平文暗号化復号化装置を提供することができる。

本発明の一実施形態による平文暗号化復号化装置を構成するホストの機能構成を示すブロック図である。 本発明の一実施形態による平文暗号化復号化方法によって行われる平文の暗号化処理を示すフローチャートである。 図２に示す平文の暗号化処理において行われる暗号化文の撹拌処理を説明するためのテーブルである。 本発明の一実施形態による平文暗号化復号化方法によって行われる平文の復号化処理を示すフローチャートである。

次に、本発明による平文暗号化復号化方法および平文暗号化復号化装置を実施するための形態について、説明する。

図１は、本発明の一実施形態による平文暗号化復号化装置を構成するホスト（ＨＯＳＴ）１の機能構成を示すブロック図である。

ＨＯＳＴ１はパーソナルコンピュータ（ＰＣ）やマイクロコンピュータ（通称マイコン）などであり、ＥＥＰＲＯＭ（Electrically Erasable Programmable Read-Only Memory）である外部メモリ２と、ＨＳＭ（Hardware Security Module）３に接続されている。外部メモリ２は、ＥＥＰＲＯＭに限られることはなく、ＤＤＲ（Double Data Rate）やＮＡＮＤ ＦＬＡＳＨ（NAND Fash Memory）などでもよい。この外部メモリ２は乱数で初期化されている。また、ＨＳＭ３は、暗号鍵を保護するために特別に設計された暗号プロセッサである。

ＨＯＳＴ１は、内部メモリ１ａ、識別値生成手段１ｂ、暗号化手段１ｃ、乱数発生手段１ｄ、第１比較手段１ｅ、撹拌手段１ｆ、秘匿暗号化手段１ｇ、保存手段１ｈ、読出手段１ｉ、第２比較手段１ｊ、撹拌テーブル抽出手段１ｋ、撹拌暗号化文抽出手段１ｌ、逆変換手段１ｍ、復号化手段１ｎ、第３比較手段１ｏ、および、改ざん判定手段１ｐを機能ブロックとして備える。

ＨＯＳＴ１は、図示しないＣＰＵ（中央演算処理装置）、および、内部メモリ１ａであるＲＯＭ（読み出し専用メモリ）やＲＡＭ（読み書き可能メモリ）を備えるＩＣモジュールとして構成されている。

ＣＰＵは、ＲＯＭに記憶されたコンピュータプログラムにしたがって各部の制御を行う。上記の各手段１ｂ〜１ｐは、このＣＰＵのコンピュータプログラムにしたがったソフトウエア制御によって実現される。しかし、これらはＣＰＵのソフトウエア制御に代えて、電子回路によるハードウエアによって実現するように、構成してもよい。ＲＯＭには、コンピュータプログラムの他、演算パラメータや各種のテーブルなどが格納される。ＲＡＭには、ＣＰＵの制御処理などで使用されるパラメータなどが一時的に記憶され、一時記憶作業領域として使用される。

ＨＯＳＴ１は、内部メモリ１ａに記憶されたまたは外部から入力された平文Ｈを暗号化し、内部メモリ１ａに記憶されたまたは外部から入力されたアドレス値Ａによって指定される外部メモリ２に、暗号化された後述する秘匿暗号化文Ｚを保存する。図２に示すフローチャートは、この際にＣＰＵによって行われる平文Ｈの暗号化処理、図４に示すフローチャートは、外部メモリ２から読み出した秘匿暗号化文ＺをＣＰＵによって平文Ｈに復号化する復号化処理を表わす。以下の説明では、オリジナルデータである平文Ｈは、５バイトの１６進数により“15 5d 39 c0 7d”と表わされ、４バイトの１６進数により表わされるアドレス値Ａ＝“df 94 f5 2c”で指定されるアドレスの外部メモリ２に保存されるものとする。

平文の暗号化処理においては、まず、図２、ステップ（以下、Ｓと記す）１０１の識別値生成ステップにおいて、識別値生成手段１ｂにより、アドレス値Ａの末尾に平文Ｈが付加されて第１結合値{アドレス値・平文}＝“df 94 f5 2c 15 5d 39 c0 7d”が生成され、その第１結合値のハッシュ値ＨＡＳＨ１＝“55 89 94 9d 02 d5 55 1c 2c 94 20 0f 22 da a0 20 8d 01 d8 a2 51 bb e9 27 61 22 aa ac 96 1f af ad”がハッシュ関数によって演算される。本実施形態では、ハッシュ関数にＳＨＡ−２５６を使っているが、ＳＨＡ−５１２やＭＤ５などをつかってもよい。識別値生成手段１ｂは、演算したハッシュ値ＨＡＳＨ１における所定位置の値、本実施形態ではＨＡＳＨ１の末尾の下２桁にある値“ad”を識別値として生成し、秘匿情報であるＨＡＳＨ−ＩＤとしてＨＳＭ３等に保存する。

次に、Ｓ１０２の暗号化ステップにおいて、暗号化手段１ｃにより、平文Ｈが暗号化されて８バイトの所定長の暗号化文Ｘ＝“02 a3 f9 76 21 d3 4a c9”が生成される。

次に、第１比較ステップを構成するＳ１０３において、第１比較手段１ｅにより、乱数発生手段１ｄで発生される各乱数値Ｒによって乱数列Ｂ＝“4a”、“fc 4a”…が順に生成される。そして、第１比較ステップを構成するＳ１０４において、乱数発生手段１ｄで発生される乱数値Ｒが第１比較手段１ｅによりアドレス値Ａの末尾に順に付加されていって、第２結合値{アドレス値・乱数列}＝“df 94 f5 2c 4a”、“df 94 f5 2c fc 4a”…が順に生成される。生成される各第２結合値は、第１比較手段１ｅにより、ハッシュ関数によってハッシュ化されて、ハッシュ値ＨＡＳＨ２が生成される。例えば、Ｓ１０３において乱数列Ｂ＝“fc 4a”が生成されたときには、Ｓ１０４において第２結合値＝“df 94 f5 2c fc 4a”からＨＡＳＨ２＝“0d 49 21 78 0a f7 65 2b 9a 02 8e d6 22 ac 1c 95 43 2e c3 ee 02 74 56 68 e1 9f 86 c1 b1 3e 03 93”が生成される。

次に、Ｓ１０３およびＳ１０４と共に第１比較ステップを構成するＳ１０５において、乱数値Ｒがアドレス値Ａの末尾に付加して得られる第２結合値のＨＡＳＨ２における末尾の下２桁の値と、Ｓ１０１で生成されたＨＡＳＨ１における末尾の下２桁の値であるＨＡＳＨ−ＩＤとが、第１比較手段１ｅによって比較される。その比較結果がＮｏで一致しない場合には、処理はＳ１０３に戻り、乱数発生手段１ｄで次に新たに発生される乱数値Ｒが乱数列Ｂの先頭に加えられる。そして、Ｓ１０４において、新たな乱数列Ｂがアドレス値Ａの末尾に付加されて、言い換えれば、新たに発生された乱数値Ｒがアドレス値Ａの末尾にさらに付加されて、新たな第２結合値が生成され、新たな第２結合値のＨＡＳＨ２が演算される。そして、Ｓ１０５において、再度、新たなＨＡＳＨ２における末尾の下２桁の値とＨＡＳＨ−ＩＤとが比較される。

Ｓ１０３〜Ｓ１０５の処理は、ＨＡＳＨ２における末尾の下２桁の値とＨＡＳＨ−ＩＤとが一致されるまで、繰り返される。しかし、ＨＡＳＨ２のデータ長が、設定で上限に決められていたサイズを超える場合、一時記憶領域として使用される内部メモリ１ａのメモリ容量を超えないように、乱数列Ｂがリセットされて、Ｓ１０３〜Ｓ１０５の処理が再実施される。

Ｓ１０３で例えば乱数列Ｂ＝“81 94 0a e6 9b 76 cb 66 fc 4a”が生成され、Ｓ１０４で演算されるＨＡＳＨ２が“4b.....................d 27 22 ad”と演算されると、ＨＡＳＨ２における末尾の下２桁の値とＨＡＳＨ−ＩＤとが“ad”で一致して、Ｓ１０５における比較結果がＹｅｓとなる。この場合、撹拌ステップを構成するＳ１０６において、Ｓ１０５における比較結果が一致したときまでに乱数発生手段１ｄによって発生されて、アドレス値Ａの末尾に付加された乱数値Ｒの数列Ｂ＝“81 94 0a e6 9b 76 cb 66 fc 4a”が比較手段１ｅから撹拌手段１ｆに入力され、その数列Ｂが撹拌手段１ｆによって撹拌テーブルとされる。そして、撹拌ステップをＳ１０６と共に構成するＳ１０７において、撹拌手段１ｆによって暗号化文Ｘが撹拌されて、撹拌暗号化文Ｙが生成される。

この撹拌処理は、本実施形態では、撹拌テーブルを構成する各乱数値Ｒを暗号化文Ｘの長さである８で除した剰余値に基づいて、暗号化文Ｘにおける各値の位置が交換されて行われる。すなわち、まず、撹拌テーブルを構成する各乱数値Ｒ（＝１６進数）81, 94, 0a, e6, 9b, 76, cb, 66, fc, 4aが暗号化文Ｘの長さ８でモジュロ演算され、撹拌テーブルは、演算式81 mod 8 = 1, 94 mod 8 = 4, 0a mod 8 = 2, e6 mod 8 = 6, 9b mod 8 = 5, 76 mod 8 = 6, cb mod 8 = 5, 66 mod 8 = 6, fc mod 8 = 4, 4a mod 8 = 2から求まる数列Ｃ＝“1 4 2 6 5 6 5 6 4 2”に変換される。この変換により、数列Ｃを構成する各値は、暗号化文Ｘの長さ８未満の値になる。

暗号化文Ｘ＝“02 a3 f9 76 21 d3 4a c9”は、この数列Ｃ＝“1 4 2 6 5 6 5 6 4 2”に基づいて、図３のテーブルに示すように、各値の位置が交換されて、撹拌される。つまり、数列Ｃの各値は、暗号化文Ｘの各値の０〜７の位置を表わすインデックスとして扱われ、数列Ｃの先頭から２つの値“1 4”により、暗号化文Ｘのインデックス１の位置にある値“a3”と、インデックス４の位置にある値“21”とが交換され、暗号化文Ｘは暗号化文Ｘ１＝“02 21 f9 76 a3 d3 4a c9”に変換される。次に、数列Ｃの値“1 4”に続く２つの値“2 6”により、暗号化文Ｘ１のインデックス２の位置にある値“f9”と、インデックス６の位置にある値“4a”とが交換され、暗号化文Ｘ１は暗号化文Ｘ２＝“02 21 4a 76 a3 d3 f9 c9”に変換される。

次に、数列Ｃの値“2 6”に続く２つの値“5 6”により、暗号化文Ｘ２のインデックス５の位置にある値“d3”と、インデックス６の位置にある値“f9”とが交換され、暗号化文Ｘ２は暗号化文Ｘ３＝“02 21 4a 76 a3 f9 d3 c9”に変換される。次に、数列Ｃの値“5 6”に続く２つの値“5 6”により、暗号化文Ｘ３のインデックス５の位置にある値“f9”と、インデックス６の位置にある値“d3”とが交換され、暗号化文Ｘ３は暗号化文Ｘ４＝“02 21 4a 76 a3 d3 f9 c9”に変換される。次に、数列Ｃの値“5 6”に続く２つの値“4 2”により、暗号化文Ｘ４のインデックス４の位置にある値“a3”と、インデックス２の位置にある値“4a”とが交換され、暗号化文Ｘ４は暗号化文Ｘ５＝“02 21 a3 76 4a d3 f9 c9”に変換される。撹拌手段１ｆは、この暗号化文Ｘ５＝“02 21 a3 76 4a d3 f9 c9”を撹拌暗号化文Ｙとし、秘匿暗号化手段１ｇへ出力する。

次に、秘匿暗号化ステップおよび保存ステップを構成する図２のＳ１０８において、秘匿暗号化手段１ｇにより、撹拌暗号化文Ｙ＝“02 21 a3 76 4a d3 f9 c9”の末尾に、撹拌テーブルのテーブル値を構成する数列Ｂ＝“81 94 0a e6 9b 76 cb 66 fc 4a”が付加されて、秘匿用暗号化文Ｚ＝“02 21 a3 76 4a d3 f9 c9 81 94 0a e6 9b 76 cb 66 fc 4a”が生成される。生成されたこの秘匿用暗号化文Ｚは、保存手段１ｈにより、アドレス値Ａ＝“df 94 f5 2c”によって指定されるアドレスの外部メモリ２に保存される。

秘匿暗号化文Ｚの復号化処理においては、まず、図４，Ｓ２０１の読出ステップにおいて、読出手段１ｉにより、アドレス値Ａによって指定されるアドレスの外部メモリ２から秘匿用暗号化文Ｚが読み出される。次に、第２比較ステップを構成するＳ２０２において、第２比較手段１ｊにより、読み出された秘匿用暗号化文Ｚの所定位置の値に、その所定位置の値に連続して並ぶ各位置の値が順に付加されていって、乱数値Ｒの数列Ｂが再生される。本実施形態では、秘匿用暗号化文Ｚの末尾の下２桁の値“4a”に、その値“4a”に遡って連続して並ぶ各位置の値“fc”、“66”、“cb”…が順に加えられていって、乱数値Ｒの数列Ｂ＝“…cb 66 fc 4a”が再生される。そして、その数列Ｂがアドレス値Ａ＝“df 94 f5 2c”の末尾に付加されて、第３結合値{アドレス値・乱数列}＝“df 94 f5 2c 4a”、“df 94 f5 2c fc 4a”…が順に生成される。生成される各第３結合値は、第２比較手段１ｊにより、ハッシュ関数でハッシュ化されて、ハッシュ値ＨＡＳＨ３が生成される。

次に、第２比較ステップをＳ２０２と共に構成するＳ２０３において、第３結合値のハッシュ値ＨＡＳＨ３における所定位置の値、本実施形態では末尾の下２桁の値が、第２比較手段１ｊによってＨＡＳＨ−ＩＤと比較される。その比較結果がＮｏで一致しない場合には、処理はＳ２０２に戻り、読み出された秘匿用暗号化文Ｚの末尾から遡る値がアドレス値Ａの末尾にさらに付加されて、新たな第３結合値が生成される。そして、新たな第３結合値のハッシュ値ＨＡＳＨ３が演算されて、Ｓ２０３において、再度、ＨＡＳＨ３における末尾の下２桁の値とＨＡＳＨ−ＩＤとが比較される。

Ｓ２０３において、ＨＡＳＨ３における末尾の下２桁の値とＨＡＳＨ−ＩＤとが“ad”で一致して、比較結果がＹｅｓになると、次に、Ｓ２０４の撹拌テーブル抽出ステップが行われる。このとき、秘匿用暗号化文Ｚの末尾から遡る全ての値がアドレス値Ａの末尾に付加されて生成された第３結合値についてのＨＡＳＨ３における末尾の下２桁の値が、ＨＡＳＨ−ＩＤと一致しない場合には、秘匿用暗号化文Ｚが改ざんされていると、見なすことができる。

ステップＳ２０４では、第２比較手段１ｊにおける比較結果が一致したときにアドレス値Ａの末尾に並んで得られる乱数値Ｒの数列Ｂ＝“81 94 0a e6 9b 76 cb 66 fc 4a”が、撹拌テーブル抽出手段１ｋによって撹拌テーブルとして抽出される。次に、Ｓ２０５の撹拌暗号化文抽出ステップにおいて、Ｓ２０４で抽出された撹拌テーブルが、撹拌暗号化文抽出手段１ｌにより、Ｓ２０１で読み出された秘匿用暗号化文Ｚから取り除かれ、撹拌テーブルと秘匿用暗号化文Ｚとが分離される。そして、撹拌テーブルが取り除かれた文が、撹拌暗号化文抽出手段１ｌによって撹拌暗号化文Ｙ＝“02 21 a3 76 4a d3 f9 c9”として抽出される。

次に、Ｓ２０６の逆変換ステップにおいて、Ｓ２０５で抽出された撹拌暗号化文Ｙが、逆変換手段１ｍにより、Ｓ２０４で抽出された撹拌テーブルに基づいて逆変換されて、暗号化文Ｘに戻される。すなわち、撹拌テーブルを構成する各乱数値Ｒ81, 94, 0a, e6, 9b, 76, cb, 66, fc, 4aが暗号化文Ｘの長さ８でモジュロ演算され、撹拌テーブルを構成する各値が、上述した各モジュロ演算式によって数列Ｃ＝“1 4 2 6 5 6 5 6 4 2”に変換される。そして、この数列Ｃ＝“1 4 2 6 5 6 5 6 4 2”に基づいて、図３のテーブルに示すように、撹拌暗号化文Ｙ＝“02 21 a3 76 4a d3 f9 c9”の各値の位置が、暗号化文Ｘ５〜Ｘ１へ向かって逆に元に戻されて、暗号化文Ｘ＝“02 a3 f9 76 21 d3 4a c9”に逆変換される。

次に、Ｓ２０７の復号化ステップにおいて、逆変換されて得られた暗号化文Ｘが復号化手段１ｎによって復号化されて、元の平文Ｈ＝“15 5d 39 c0 7d”に変換される。次に、第３比較ステップを構成するＳ２０８において、第３比較手段１ｏにより、復号化手段１ｎで復号化された平文Ｈ＝“15 5d 39 c0 7d”がアドレス値Ａ＝“df 94 f5 2c”の末尾に付加されて、第４結合値{アドレス値・平文}＝“df 94 f5 2c 15 5d 39 c0 7d”が生成される。そして、その第４結合値のハッシュ値ＨＡＳＨ４＝“55 89 94 9d 02 d5 55 1c 2c 94 20 0f 22 da a0 20 8d 01 d8 a2 51 bb e9 27 61 22 aa ac 96 1f af ad”がハッシュ関数によって演算され、そのＨＡＳＨ４における所定位置の値である末尾の下２桁の値が、第３比較手段１ｏによってＨＡＳＨ−ＩＤと比較される。

次に、第３比較ステップと共に改ざん判定ステップを構成するＳ２０８において、改ざん判定手段１ｐにより、第３比較手段１ｏの比較結果から、秘匿用暗号化文Ｚに対する改ざんの有無が判定される。

このような本実施形態の平文暗号化復号化方法および平文暗号化復号化装置によれば、乱数発生手段１ｄで発生される各乱数値Ｒが、秘匿用暗号化文Ｚを保存する外部メモリ２のアドレス値Ａに図２，Ｓ１０４で順に付加されていくことで、第２結合値＝“df 94 f5 2c 4a”、“df 94 f5 2c fc 4a”…が生成される。生成された第２結合値はそのハッシュ値ＨＡＳＨ２が演算され、演算されたハッシュ値ＨＡＳＨ２の末尾の下２桁の値とＨＡＳＨ−ＩＤとが図２，Ｓ１０５で比較される。撹拌テーブルは、その比較結果、第２結合値のハッシュ値ＨＡＳＨ２の末尾の下２桁の値とＨＡＳＨ−ＩＤとが一致したときまでに発生される乱数の数列Ｂとして、Ｓ１０６でその時々に応じて動的に生成される。暗号化文Ｘの撹拌は、このように動的に生成される撹拌テーブルを用いて、図３に示すように行われる。

したがって、本実施形態によれば、メモリに固定して記憶された撹拌テーブルを用いてデータの撹拌が行われる従来の平文暗号化復号化方法および装置とは異なり、撹拌処理の鍵となる撹拌テーブルが公開されたり、総当たりで露見したりする事態は生じない。このため、撹拌処理されたデータを容易に元の撹拌前のデータに戻すことが困難になり、秘匿暗号化文Ｚの秘匿性は向上する。また、従来のように、固定テーブルのテーブル値をメモリに保存しておく記憶領域が必要とされないため、内部メモリ１ａや外部メモリ２が増大化することもない。

このため、本実施形態の平文暗号化復号化方法および平文暗号化復号化装置によれば、暗号文の秘匿性を向上させることができると共に、メモリの増大化を招くことのない平文暗号化復号化方法および平文暗号化復号化装置を提供することができる。

また、従来の平文暗号化復号化方法および装置では、例えば、秘匿用暗号化文Ｚが記憶された外部メモリ２に別のメモリのデータが上書きされて書き換えられても、改ざんが行われたか否かは分からない。また、秘匿用暗号化文Ｚが記憶された外部メモリ２の一部のデータが書き換えられても、復号化したデータが化けたと判断できるデータ構造でない限り、改ざんは判明しない。しかし、本実施形態の平文暗号化復号化方法および平文暗号化復号化装置では、図４，Ｓ２０７において復号化手段１ｎで復号化された平文Ｈが、Ｓ２０８において、秘匿用暗号化文Ｚを保存する外部メモリ２のアドレス値Ａに付加されることで第４結合値＝“df 94 f5 2c 15 5d 39 c0 7d”が生成され、第４結合値のハッシュ値ＨＡＳＨ４における末尾の下２桁の値がＨＡＳＨ−ＩＤ＝“ad”と比較される。

ＨＡＳＨ−ＩＤは、アドレス値Ａに元の平文Ｈが付加されることで図２，Ｓ１０１で生成される第１結合値のハッシュ値ＨＡＳＨ１における末尾の下２桁の値から生成されている。したがって、第４結合値のハッシュ値ＨＡＳＨ４における末尾の下２桁の値は、秘匿用暗号化文Ｚに対する改ざんが無ければ、第１結合値のハッシュ値ＨＡＳＨ１における末尾の下２桁の値、つまり、ＨＡＳＨ−ＩＤに一致するはずである。このため、本実施形態の平文暗号化復号化方法および平文暗号化復号化装置によれば、第４結合値のハッシュ値ＨＡＳＨ４における末尾の下２桁の値をＨＡＳＨ−ＩＤと比較することで、秘匿用暗号化文Ｚに対する改ざんの有無を判定することができる。

また、改ざんを行うためには平文Ｈを知らなくてはならず、平文Ｈを知らないままで改ざんを行うしかなくなる。しかし、秘匿用暗号化文Ｚに対する改ざんを行うことによって、秘匿暗号化文Ｚにおける撹拌暗号化文Ｙの値や各値の位置が変わってしまい、撹拌暗号化文Ｙから戻される平文Ｈの値や各値の位置が変わってしまって、秘匿用暗号化文Ｚから元の平文Ｈに戻らなくなる。したがって、秘匿用暗号化文Ｚに対する改ざんが行われた場合、第４結合値のハッシュ値ＨＡＳＨ４における末尾の下２桁の値とＨＡＳＨ−ＩＤとが合致する可能性はかなり低くなる。このため、秘匿用暗号化文Ｚに対する改ざんを検出することが可能となり、改ざんを防止することが可能となる。

また、本実施形態では、撹拌テーブルを上記のように第１結合値のハッシュ値ＨＡＳＨ１や第２結合値のハッシュ値ＨＡＳＨ２と関連付けて、図２，Ｓ１０６で動的に撹拌テーブルを生成することにより、撹拌テーブルの大きさを抑制しながら改ざん防止性を高めることができている。その結果、平文Ｈの暗号化復号化の処理を簡単にしつつ、改ざん困難性を実現することができている。

また、本実施形態では、第３結合値のハッシュ値ＨＡＳＨ３における末尾の下２桁の値をＨＡＳＨ−ＩＤと比較する図４，Ｓ２０３での比較結果が一致したときに、撹拌テーブルが抽出できるように構成すると共に、第４結合値のハッシュ値ＨＡＳＨ４における末尾の下２桁の値とＨＡＳＨ−ＩＤとの一致をＳ２０８で確認するように構成し、２回にわたるハッシュ値の合致確認をとる構成を採用することで、改ざんをより困難にさせている。

また、本実施形態の平文暗号化復号化方法および平文暗号化復号化装置によれば、撹拌暗号化文Ｙを元の暗号化文Ｘに図４，Ｓ２０６で逆変換する際、暗号化文Ｘの長さが分からないと、Ｓ２０１で読み出した秘匿用暗号化文Ｚの末尾の値に、その末尾の値に連続して遡って並ぶ各位置の値をどこまで順に加えていって、乱数の数列Ｂを再生すればよいか分からない。したがって、乱数の数列Ｂとして得られる撹拌テーブルを抽出することができず、外部メモリ２から読み出した秘匿用暗号化文Ｚから撹拌テーブルを取り除いて、撹拌暗号化文Ｙを得ることは容易にできない。平文Ｈは、撹拌暗号化文Ｙを秘匿用暗号化文Ｚから抽出する解読と、撹拌暗号化文Ｙを暗号化文Ｘに逆変換する解読と、暗号化文Ｘを平文Ｈに戻す暗号解読とがセットで行われなければ、解読できない。このため、撹拌テーブルがたとえ短い乱数の数列から構成される場合にも、秘匿用暗号化文Ｚから撹拌暗号化文Ｙを経由して暗号化文Ｘに正しく戻せたかを知り得るまでに相当な時間がかかり、ハッカーによる攻撃に強い平文Ｈの暗号化および復号化を行える。

また、本実施形態の平文暗号化復号化方法および平文暗号化復号化装置によれば、外部メモリ２が乱数で初期化されているため、外部メモリ２中の記憶数値の並びにおいて、秘匿暗号化文Ｚの前後関係と、そのブロック長とが不明になる。したがって、外部メモリ２の記憶数値を読み出した者は、読み出した数値が外部メモリ２の初期値なのか、秘匿暗号化文Ｚの値なのかを判別できず、どこからどこまでが秘匿暗号化文Ｚのブロックであるか分からない。このため、外部メモリ２中の記憶数値の並びにおける秘匿暗号化文Ｚの記憶位置を特定することが困難になり、外部メモリ２中の記憶数値から秘匿暗号化文Ｚを特定して読み出すことができなくなる。

なお、上記実施形態において、図２，Ｓ１０７の撹拌ステップにおける暗号化文Ｘの撹拌は、撹拌テーブルを構成する各乱数値Ｒを暗号化文Ｘの長さ８で除した剰余値に基づいて、暗号化文Ｘにおける各値の位置を図３に示すように交換して行うことで行われた。しかし、暗号化文Ｘの撹拌は、撹拌テーブルを構成する各乱数値Ｒを暗号化文Ｘの全ての各値に作用させる行列計算による線形変換（線形写像）処理を使って行い、図４，Ｓ２０６の逆変換ステップにおける逆変換は、その行列計算の逆行列計算による線形変換処理を使って行うように、構成してもよい。

このような構成によれば、暗号化文Ｘを構成する全ての値が行列計算による線形変換処理によって撹拌される。このため、撹拌テーブルを構成する各乱数値Ｒを暗号化文Ｘの長さ８で除した剰余値に基づいて、暗号化文Ｘにおける各値の位置を交換して行う本実施形態における撹拌処理に比較して、ハッカーによる攻撃により強い平文Ｈの暗号化および復号化を行える。

また、上記実施形態においては、第１結合値のハッシュ値ＨＡＳＨ１における末尾の下２桁の値からＨＡＳＨ−ＩＤを構成し、このＨＡＳＨ−ＩＤを各ハッシュ値ＨＡＳＨ２，３，４の末尾の下２桁の値と比較するように構成した。しかし、ＨＡＳＨ−ＩＤを構成する値の桁数は、多いほど乱数列Ｂを生成する時間やその他の処理時間がかかるが、多ければ多いほど改ざん耐性を上げることができる。

１…ホスト（ＨＯＳＴ）
２…外部メモリ
３…ＨＳＭ（ハードウエアセキュリティーモジュール）

Claims (9)

1. 秘匿用暗号化文をメモリに保存する保存先を指定するアドレス値に平文を付加した第１結合値のハッシュ値における所定位置の値から識別値を生成する識別値生成ステップと、前記平文を暗号化して暗号化文を生成する暗号化ステップと、乱数発生手段で発生される各乱数を前記アドレス値に順に付加していって生成される第２結合値のハッシュ値の所定位置の値と前記識別値とを比較する第１比較ステップと、前記第１比較ステップにおける比較結果が一致したときまでに発生される前記乱数の数列を撹拌テーブルとして前記暗号化文を撹拌して撹拌暗号化文を生成する撹拌ステップと、前記撹拌暗号化文に前記撹拌テーブルのテーブル値を付加して前記秘匿用暗号化文を生成する秘匿暗号化ステップと、生成した前記秘匿用暗号化文を前記アドレス値によって指定されるアドレスの前記メモリに保存する保存ステップと、前記アドレス値によって指定されるアドレスの前記メモリから前記秘匿用暗号化文を読み出す読出ステップと、読み出した前記秘匿用暗号化文の所定位置の値にその所定位置の値に連続して並ぶ各位置の値を順に付加していって前記乱数の数列を再生し、再生した前記乱数の数列を前記アドレス値に付加した第３結合値のハッシュ値における所定位置の値を前記識別値と比較する第２比較ステップと、前記第２比較ステップにおける比較結果が一致したときに得られる前記乱数の数列を前記撹拌テーブルとして抽出する撹拌テーブル抽出ステップと、抽出した前記撹拌テーブルを読み出した前記秘匿用暗号化文から取り除いた文を前記撹拌暗号化文として抽出する撹拌暗号化文抽出ステップと、抽出した前記撹拌暗号化文を抽出した前記撹拌テーブルに基づいて逆変換して前記暗号化文に戻す逆変換ステップと、逆変換されて得られた前記暗号化文を復号化して前記平文を得る復号化ステップとを備える平文暗号化復号化方法。
2. 前記復号化ステップで復号化された前記平文を前記アドレス値に付加した第４結合値のハッシュ値における所定位置の値を前記識別値と比較する第３比較ステップと、前記第３比較ステップの比較結果から前記秘匿用暗号化文に対する改ざんの有無を判定する改ざん判定ステップとを備えることを特徴とする請求項１に記載の平文暗号化復号化方法。
3. 前記暗号化ステップにおける暗号化は前記平文を所定長の前記暗号化文に変換することで行われ、
   前記撹拌ステップにおける撹拌は、前記撹拌テーブルを構成する各乱数値を前記所定長で除した剰余値に基づいて、前記暗号化文における各値の位置を交換して行うことで行われ、
   前記逆変換ステップにおける逆変換は、抽出した前記撹拌テーブルを構成する各乱数値を前記所定長で除した剰余値に基づいて、前記撹拌暗号化文における各値の位置を元の位置に戻して行うことを特徴とする請求項１または請求項２に記載の平文暗号化復号化方法。
4. 前記撹拌ステップにおける撹拌は、前記撹拌テーブルを構成する各乱数値を前記暗号化文の全ての各値に作用させる行列計算による線形変換処理を使って行われ、
   前記逆変換ステップにおける逆変換は、前記行列計算の逆行列計算による線形変換処理を使って行われることを特徴とする請求項１または請求項２に記載の平文暗号化復号化方法。
5. 前記メモリは乱数で初期化されていることを特徴とする請求項１から請求項４のいずれか１項に記載の平文暗号化復号化方法。
6. 前記識別値生成ステップは、前記アドレス値の末尾に前記平文を付加した前記第１結合値のハッシュ値における末尾の値から前記識別値を生成し、
   前記第１比較ステップは、前記乱数発生手段で発生される乱数を前記アドレス値の末尾に付加して得られる前記第２結合値のハッシュ値における末尾の値と前記識別値とを比較し、比較結果が一致しない場合には、前記乱数発生手段で次に発生される乱数を前記アドレス値の末尾にさらに付加して得られる新たな前記第２結合値のハッシュ値における末尾の値と前記識別値とを比較することで行われ、
   前記撹拌ステップは、前記第２結合値のハッシュ値における末尾の値と前記識別値とが一致するときまでに前記アドレス値の末尾に付加された前記乱数の数列を前記撹拌テーブルとすることで行われ、
   前記第２比較ステップは、読み出した前記秘匿用暗号化文の末尾の値を前記アドレス値の末尾に付加した前記第３結合値のハッシュ値における末尾の値を前記識別値とを比較し、比較結果が一致しない場合には、読み出した前記秘匿用暗号化文の末尾から遡る値を前記アドレス値の末尾にさらに付加した新たな前記第３結合値のハッシュ値における末尾の値と前記識別値とを比較することで行われ、
   前記撹拌テーブル抽出ステップは、前記第３結合値のハッシュ値における末尾の値と前記識別値とが一致したときに前記アドレス値の末尾に並ぶ値の数列を前記撹拌テーブルとすることで行われること特徴とする請求項１から請求項５のいずれか１項に記載の平文暗号化復号化方法。
7. 前記第３比較ステップは、前記復号化ステップで復号化された前記平文を前記アドレス値の末尾に付加した前記第４結合値のハッシュ値における末尾の値を前記識別値と比較することで行われることを特徴とする請求項２を引用する請求項６に記載の平文暗号化復号化方法。
8. 秘匿用暗号化文をメモリに保存する保存先を指定するアドレス値に平文を付加した第１結合値のハッシュ値における所定位置の値から識別値を生成する識別値生成手段と、前記平文を暗号化して暗号化文を生成する暗号化手段と、乱数を発生する乱数発生手段と、前記乱数発生手段で発生される各乱数を前記アドレス値に順に付加していって生成される第２結合値のハッシュ値の所定位置の値と前記識別値とを比較する第１比較手段と、前記第１比較手段における比較結果が一致したときまでに発生される前記乱数の数列を撹拌テーブルとして前記暗号化文を撹拌して撹拌暗号化文を生成する撹拌手段と、前記撹拌暗号化文に前記撹拌テーブルのテーブル値を付加して前記秘匿用暗号化文を生成する秘匿暗号化手段と、生成した前記秘匿用暗号化文を前記アドレス値によって指定されるアドレスの前記メモリに保存する保存手段と、前記アドレス値によって指定されるアドレスの前記メモリから前記秘匿用暗号化文を読み出す読出手段と、読み出した前記秘匿用暗号化文の所定位置の値にその所定位置の値に連続して並ぶ各位置の値を順に付加していって前記乱数の数列を再生し、再生した前記乱数の数列を前記アドレス値に付加した第３結合値のハッシュ値における所定位置の値を前記識別値と比較する第２比較手段と、前記第２比較手段における比較結果が一致したときに得られる前記乱数の数列を前記撹拌テーブルとして抽出する撹拌テーブル抽出手段と、抽出した前記撹拌テーブルを読み出した前記秘匿用暗号化文から取り除いた文を前記撹拌暗号化文として抽出する撹拌暗号化文抽出手段と、抽出した前記撹拌暗号化文を抽出した前記撹拌テーブルに基づいて逆変換して前記暗号化文に戻す逆変換手段と、逆変換されて得られた前記暗号化文を復号化して前記平文を得る復号化手段とを備える平文暗号化復号化装置。
9. 前記復号化手段で復号化された前記平文を前記アドレス値に付加した第４結合値のハッシュ値における所定位置の値を前記識別値と比較する第３比較手段と、前記第３比較手段の比較結果から前記秘匿用暗号化文に対する改ざんの有無を判定する改ざん判定手段とを備えることを特徴とする請求項８に記載の平文暗号化復号化装置。

Images