JP2553913B2 - ブロック暗号装置のデータ拡散器 - Google Patents
ブロック暗号装置のデータ拡散器Info
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- JP2553913B2 JP2553913B2 JP63133708A JP13370888A JP2553913B2 JP 2553913 B2 JP2553913 B2 JP 2553913B2 JP 63133708 A JP63133708 A JP 63133708A JP 13370888 A JP13370888 A JP 13370888A JP 2553913 B2 JP2553913 B2 JP 2553913B2
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Description
【発明の詳細な説明】 「産業上の利用分野」 この発明は、暗号装置の中核となるデータ拡散機構、
また、パスワード暗号方式に用いる低速で安全な暗号ア
ルゴリズムを実現できるデータ拡散器に関するものであ
る。
また、パスワード暗号方式に用いる低速で安全な暗号ア
ルゴリズムを実現できるデータ拡散器に関するものであ
る。
「従来の技術」 従来、データ暗号方式として、FEAL（「清水，宮口：
“高速データ暗号アルゴリズムFEAL",電子情報通信学会
論文誌D vol,J 70−D No.7 pp,1413−1423（1987）」参
照、ただし、FEALはこの論文に記載されている４段デー
タ処理から８段データ処理に1987年10月に仕様を変更し
ている）が知られている。
“高速データ暗号アルゴリズムFEAL",電子情報通信学会
論文誌D vol,J 70−D No.7 pp,1413−1423（1987）」参
照、ただし、FEALはこの論文に記載されている４段デー
タ処理から８段データ処理に1987年10月に仕様を変更し
ている）が知られている。
第２図にFEALの構造を示す。第２図において、１は鍵
スケジュール部、２はデータ処理部、Ｐは64ビットの平
文データ、Ｋは64ビットの秘密鍵、Ｃは64ビットの暗号
文、Ki（ｉ＝０〜15,各16ビット）は合計256ビットの中
間鍵、ｆおよびfkはそれぞれデータ処理部２、鍵スケジ
ュール部１において32ビットのデータの拡散処理を行う
データ拡散処理部、はビット毎の排他的論理和を示し
ている。
スケジュール部、２はデータ処理部、Ｐは64ビットの平
文データ、Ｋは64ビットの秘密鍵、Ｃは64ビットの暗号
文、Ki（ｉ＝０〜15,各16ビット）は合計256ビットの中
間鍵、ｆおよびfkはそれぞれデータ処理部２、鍵スケジ
ュール部１において32ビットのデータの拡散処理を行う
データ拡散処理部、はビット毎の排他的論理和を示し
ている。
第２図に示したFEALの動作を簡単に説明する。FEALは
64ビットの秘密鍵を用いて64ビットの平文を処理し64ビ
ットの暗号文を生成する暗号方式であり、ソフトウェア
での処理に適した暗号方式である。
64ビットの秘密鍵を用いて64ビットの平文を処理し64ビ
ットの暗号文を生成する暗号方式であり、ソフトウェア
での処理に適した暗号方式である。
まず、鍵スケジュール部１について説明する。入力さ
れた64ビットの秘密鍵は32ビットずつの左右のデータに
分けられる。左データは右データをパラメータデータと
し、32ビットのデータ拡散処理部fkによって拡散され、
32ビットの中間鍵および次段の右データとなる。また、
右データは先述の通り、fkのパラメータとなる他、次段
の左データとなる。以下、合計８段このデータ拡散処理
部fkを用いた処理を行うが、２段目以降はデータ拡散処
理部fkのパラメータデータに１段前のデータ拡散処理部
fkへの入力左データを排他的論理和で加えている。この
ようにして、鍵スケジュール部１は、64ビットの秘密鍵
Ｋから256ビットの中間鍵Kiを生成する。
れた64ビットの秘密鍵は32ビットずつの左右のデータに
分けられる。左データは右データをパラメータデータと
し、32ビットのデータ拡散処理部fkによって拡散され、
32ビットの中間鍵および次段の右データとなる。また、
右データは先述の通り、fkのパラメータとなる他、次段
の左データとなる。以下、合計８段このデータ拡散処理
部fkを用いた処理を行うが、２段目以降はデータ拡散処
理部fkのパラメータデータに１段前のデータ拡散処理部
fkへの入力左データを排他的論理和で加えている。この
ようにして、鍵スケジュール部１は、64ビットの秘密鍵
Ｋから256ビットの中間鍵Kiを生成する。
次に、データ処理部２について説明する。入力された
64ビットの平文は、まず、64ビットの中間鍵がビット毎
の排他的論理和で加えられ、左右32ビットずつのデータ
に分けられる。続いて、右データと左データのビット毎
の排他的論理和をとって新しく右データとする。この右
データを次段の左処理とし、この右データをデータ拡散
処理部ｆによって、16ビットの中間鍵を用いて拡散処理
し、さらに、左データとビット毎の排他的論理和をとっ
て次段の右データとする。以下、合計８段このデータ拡
散処理部ｆを用いた処理を行うが、最終段については、
左右データの入れ替えをせず、右データと左データのビ
ット毎の排他的論理和をとって新しく右データとし、最
後に64ビットの中間鍵がビット毎の排他的論理和で加え
られ、最終出力を得る。
64ビットの平文は、まず、64ビットの中間鍵がビット毎
の排他的論理和で加えられ、左右32ビットずつのデータ
に分けられる。続いて、右データと左データのビット毎
の排他的論理和をとって新しく右データとする。この右
データを次段の左処理とし、この右データをデータ拡散
処理部ｆによって、16ビットの中間鍵を用いて拡散処理
し、さらに、左データとビット毎の排他的論理和をとっ
て次段の右データとする。以下、合計８段このデータ拡
散処理部ｆを用いた処理を行うが、最終段については、
左右データの入れ替えをせず、右データと左データのビ
ット毎の排他的論理和をとって新しく右データとし、最
後に64ビットの中間鍵がビット毎の排他的論理和で加え
られ、最終出力を得る。
次に、FEALのデータ処理部で用いられているデータ拡
散処理部ｆについて説明する。第３図にデータ拡散処理
部ｆの構造を示す。第３図において、Ａは32ビットの入
力データ、Ｂは32ビットの出力データ、A1〜A4はＡを４
分割した各８ビット、Kfは16ビットの中間鍵、はビッ
ト毎の排他的論理和、ADDは加算（最上位ビットからの
桁上がりは無視）、ROL2は左方向への２ビット回転処
理、＋１→および←＋１は１の加算を示している。
散処理部ｆについて説明する。第３図にデータ拡散処理
部ｆの構造を示す。第３図において、Ａは32ビットの入
力データ、Ｂは32ビットの出力データ、A1〜A4はＡを４
分割した各８ビット、Kfは16ビットの中間鍵、はビッ
ト毎の排他的論理和、ADDは加算（最上位ビットからの
桁上がりは無視）、ROL2は左方向への２ビット回転処
理、＋１→および←＋１は１の加算を示している。
データ拡散処理部ｆは次のように動作する。まず、入
力された32ビットのデータはA1〜A4の各８ビットの４デ
ータに分けられる。A2とA3には中間鍵Kfがビット毎の排
他的論理和で加算される。さらに、A2にはA1が、またA3
にはA4が排他的論理和で加えられる。次に、A2とA3を加
算しさらに１を加算した後、左方向に２ビットのビット
回転処理を施して新しくA2のデータとする。A3について
は、A3とA2を加算して左方向に２ビットのビット回転処
理を施して新しくA3のデータとする。A1については、A1
とA2を加算して左方向に２ビットのビット回転処理を施
して新しくA1のデータとする。A4については、A4とA3を
加算しさらに１を加算した後、左方向に２ビットのビッ
ト回転処理を施して新しくA4のデータとする。以上一連
の処理を順に施すことにより、32ビットの出力データＢ
を得る。
力された32ビットのデータはA1〜A4の各８ビットの４デ
ータに分けられる。A2とA3には中間鍵Kfがビット毎の排
他的論理和で加算される。さらに、A2にはA1が、またA3
にはA4が排他的論理和で加えられる。次に、A2とA3を加
算しさらに１を加算した後、左方向に２ビットのビット
回転処理を施して新しくA2のデータとする。A3について
は、A3とA2を加算して左方向に２ビットのビット回転処
理を施して新しくA3のデータとする。A1については、A1
とA2を加算して左方向に２ビットのビット回転処理を施
して新しくA1のデータとする。A4については、A4とA3を
加算しさらに１を加算した後、左方向に２ビットのビッ
ト回転処理を施して新しくA4のデータとする。以上一連
の処理を順に施すことにより、32ビットの出力データＢ
を得る。
以上説明したFEALのデータ拡散処理部ｆは、FEALのデ
ータランダム化性能および速度性能に最も影響する処理
部である。
ータランダム化性能および速度性能に最も影響する処理
部である。
さらに、知られている暗号アルゴリズムとして、DES
（NBS:“Data Encryption Standard",FIPS−PUB−45,
（1977）、を参照）があげられる。DESはFEAL同様、64
ビットの秘密鍵データ（うち56ビットが有効）を用いて
64ビットの入力平文データを暗号化し、64ビットの暗号
文データを得るアルゴリズムである。DESはハードウェ
アでのインプリメントに適した設計になっており、参照
テーブルをたくさん用いている。ソフトウェアで実現し
た場合、FEALと比較して、プログラム規模で約６倍、実
行速度は数十倍おそい。
（NBS:“Data Encryption Standard",FIPS−PUB−45,
（1977）、を参照）があげられる。DESはFEAL同様、64
ビットの秘密鍵データ（うち56ビットが有効）を用いて
64ビットの入力平文データを暗号化し、64ビットの暗号
文データを得るアルゴリズムである。DESはハードウェ
アでのインプリメントに適した設計になっており、参照
テーブルをたくさん用いている。ソフトウェアで実現し
た場合、FEALと比較して、プログラム規模で約６倍、実
行速度は数十倍おそい。
一方、パスワード方式としては、UNIXで用いられてい
るパスワード方式が利便性および安全性の点から優れて
いる（R,Morris,K,Thompson:“Password Security:A Ca
se History",UNIX Programmer's Manual,Seventh Editi
on,volume 2B,（1979,1）、を参照）。
るパスワード方式が利便性および安全性の点から優れて
いる（R,Morris,K,Thompson:“Password Security:A Ca
se History",UNIX Programmer's Manual,Seventh Editi
on,volume 2B,（1979,1）、を参照）。
パスワード方式はコンピュータシステムへの入口部分
に位置し、セキュリティ上重要な役割を果たしている。
この部分が破られると、不正行為者の侵入を許し、シス
テムは安全を脅かされる。
に位置し、セキュリティ上重要な役割を果たしている。
この部分が破られると、不正行為者の侵入を許し、シス
テムは安全を脅かされる。
パスワード方式はユーザインタフェース部分にあるた
め、安全性と同時に使い易さが要求される。この妥協点
に設計されているのがさきに示したUNIXのパスワード方
式である。UNIXのパスワード方式では、パスワードファ
イル上のセキュリティを考慮して、DESによる暗号化が
用いられている。パスワード方式への攻撃法は、大きく
は次の二つに分けられる。
め、安全性と同時に使い易さが要求される。この妥協点
に設計されているのがさきに示したUNIXのパスワード方
式である。UNIXのパスワード方式では、パスワードファ
イル上のセキュリティを考慮して、DESによる暗号化が
用いられている。パスワード方式への攻撃法は、大きく
は次の二つに分けられる。
パスワード方式に用いられている暗号方式を破る。
想定したパスワードをしらみ潰しにあたる。
DESは一般に安全であると考えられているので、の
アプローチは困難である。そこで、への対策を考えれ
ばよい。これに対しては、いくつか考えられている。中
でも、特に注目したいのは、暗号化を遅くするという問
題である。パスワードのしらみ潰しが現実的な時間内に
行えないようにしている。DESのLSIをパスワードのしら
み潰しに使えないように工夫しているのである。
アプローチは困難である。そこで、への対策を考えれ
ばよい。これに対しては、いくつか考えられている。中
でも、特に注目したいのは、暗号化を遅くするという問
題である。パスワードのしらみ潰しが現実的な時間内に
行えないようにしている。DESのLSIをパスワードのしら
み潰しに使えないように工夫しているのである。
UNIXのパスワード方式をさらに詳細に説明する。さき
に述べたように、DESによる暗号化が用いられている。
具体的には、パスワードを秘密鍵として、定数（０）を
暗号化している。暗号化は、25回繰り返して行われ、64
ビットの暗号結果が11文字の印字可能な文字に再変換さ
れ、パスワードファイルに保存される。
に述べたように、DESによる暗号化が用いられている。
具体的には、パスワードを秘密鍵として、定数（０）を
暗号化している。暗号化は、25回繰り返して行われ、64
ビットの暗号結果が11文字の印字可能な文字に再変換さ
れ、パスワードファイルに保存される。
パスワードを構成しているキャラクタセットとパスワ
ードの長さに対して、パスワードのしらみ潰しがどれく
らいの時間で完了するかというケーススタディを行って
みると、計算機の処理能力にもよるのであるが、最低条
件として、６文字以上（８文字までが有効）で、英小文
字と数字を組み合せ、容易に推測できないパスワードを
使うことがわかる。
ードの長さに対して、パスワードのしらみ潰しがどれく
らいの時間で完了するかというケーススタディを行って
みると、計算機の処理能力にもよるのであるが、最低条
件として、６文字以上（８文字までが有効）で、英小文
字と数字を組み合せ、容易に推測できないパスワードを
使うことがわかる。
上で示した条件も、不正行為者が暗号LSIを使ってパ
スワードのしらみ潰しを行えるのでは意味を失う。UNIX
のパスワード方式では、DESの暗号LSIを使えなくする目
的と、さらに、同一のパスワードに対してパスワードフ
ァイルのデータが同一にならないように、リアルタイム
クロックから取ってきたSALTと呼ばれる12ビットの乱数
データを用いる方式を採用している。
スワードのしらみ潰しを行えるのでは意味を失う。UNIX
のパスワード方式では、DESの暗号LSIを使えなくする目
的と、さらに、同一のパスワードに対してパスワードフ
ァイルのデータが同一にならないように、リアルタイム
クロックから取ってきたSALTと呼ばれる12ビットの乱数
データを用いる方式を採用している。
SALTは、DESアルゴリズムの初期テーブルのひとつで
ある拡大行列Ｅを書き換えている。SALTは12ビットであ
るから、SALTの値に応じて、拡大行列Ｅは4096通りに変
化する。すなわち、DESが4096通りのバージョンを持つ
ことになる。
ある拡大行列Ｅを書き換えている。SALTは12ビットであ
るから、SALTの値に応じて、拡大行列Ｅは4096通りに変
化する。すなわち、DESが4096通りのバージョンを持つ
ことになる。
SALTは２文字の印字可能なデータに再変換され、さき
に述べたように11文字に再変換された暗号パスワードデ
ータの前にリンクされ、/etc/passwdというファイルに
登録されている。ユーザがログインする際には、SALTが
読み出され、タイプされたパスワードを暗号化してパス
ワードファイル上の暗号パスワードデータと比較され
る。
に述べたように11文字に再変換された暗号パスワードデ
ータの前にリンクされ、/etc/passwdというファイルに
登録されている。ユーザがログインする際には、SALTが
読み出され、タイプされたパスワードを暗号化してパス
ワードファイル上の暗号パスワードデータと比較され
る。
以上説明した通り、UNIXのパスワード方式ではDESが
用いられているが、FEALを暗号方式として採用している
システムでは、パスワード方式に対してもFEALを用いた
い。これは管理プログラムの削減につながるためであ
る。
用いられているが、FEALを暗号方式として採用している
システムでは、パスワード方式に対してもFEALを用いた
い。これは管理プログラムの削減につながるためであ
る。
この発明の目的は、UNIXタイプのパスワード方式にFE
ALを適用するための要素技術となるデータ拡散処理部
（先述のｆ関数）を提供することにある。
ALを適用するための要素技術となるデータ拡散処理部
（先述のｆ関数）を提供することにある。
「課題を解決するための手段」 この発明のデータ拡散器は、32×ｎ（ｎは自然数）ビ
ットの入力データを４つの同一データ長のブロックに分
ける第１の分割手段と、12×ｎビットの乱数データを４
つの同一データ長のSALTデータに分ける第２の分割手段
と、前記第１の分割手段により分割されたブロックの各
２ずつのデータと、鍵のデータとをそれぞれ排他的論理
和演算を行う排他的論理和演算手段と、前記第１の分割
手段により分割された２つのブロックのデータと、前記
排他的論理和演算手段の２つの演算結果のブロックデー
タとの４つのブロックデータをそれぞれ処理系統とし、
これら処理系統間のデータの加算、処理系統のデータに
対するパラメータの加算、これら４つの処理系統のデー
タに対する、それぞれ前記第２の分割手段により分割さ
れた４つのSALTデータの値に応じた回転処理を行って各
系統ごとに融合回転処理結果のデータを得る融合回転手
段と、前記融合回転手段の処理結果の４つの同一長のブ
ロックのデータを結合して、前記入力データ長と同一の
新たな拡散データを得る結合手段を有する。
ットの入力データを４つの同一データ長のブロックに分
ける第１の分割手段と、12×ｎビットの乱数データを４
つの同一データ長のSALTデータに分ける第２の分割手段
と、前記第１の分割手段により分割されたブロックの各
２ずつのデータと、鍵のデータとをそれぞれ排他的論理
和演算を行う排他的論理和演算手段と、前記第１の分割
手段により分割された２つのブロックのデータと、前記
排他的論理和演算手段の２つの演算結果のブロックデー
タとの４つのブロックデータをそれぞれ処理系統とし、
これら処理系統間のデータの加算、処理系統のデータに
対するパラメータの加算、これら４つの処理系統のデー
タに対する、それぞれ前記第２の分割手段により分割さ
れた４つのSALTデータの値に応じた回転処理を行って各
系統ごとに融合回転処理結果のデータを得る融合回転手
段と、前記融合回転手段の処理結果の４つの同一長のブ
ロックのデータを結合して、前記入力データ長と同一の
新たな拡散データを得る結合手段を有する。
以上の処理によって、例えばFEALのように、参照テー
ブルのかわりにビット回転処理を用いている暗号アルゴ
リズムに対して、パラメータのデータ量に応じた多様性
をもたせることができる。
ブルのかわりにビット回転処理を用いている暗号アルゴ
リズムに対して、パラメータのデータ量に応じた多様性
をもたせることができる。
「実施例」 第１図はこの発明の実施例を示している。第１図にお
いて、Ａは32ビットの入力データ、Ｂは32ビットの出力
データ、A1〜A4はＡを４分割した各８ビットのデータ、
Kfは16ビットの中間鍵、はビット毎の排他的論理和を
表している。SALTはリアルタイムクロックなどからとっ
た12ビットの乱数データを表しており、０〜７を表す３
ビットのデータD1〜D4に４分割されている。また、ROL
は、４分割されたSALTの０〜７の値が示すビット数だけ
左方向にデータの回転処理を行う。
いて、Ａは32ビットの入力データ、Ｂは32ビットの出力
データ、A1〜A4はＡを４分割した各８ビットのデータ、
Kfは16ビットの中間鍵、はビット毎の排他的論理和を
表している。SALTはリアルタイムクロックなどからとっ
た12ビットの乱数データを表しており、０〜７を表す３
ビットのデータD1〜D4に４分割されている。また、ROL
は、４分割されたSALTの０〜７の値が示すビット数だけ
左方向にデータの回転処理を行う。
第１図に示した実施例は次のように動作する。まず、
入力された32ビットのデータはA1〜A4の各８ビットの４
データに分けられる。A2とA3には中間鍵Kfがビット毎の
排他的論理和で加算される。さらに、A2にはA1が、また
A3にはA4が排他的論理和で加えられる。次に、A2とA3を
加算しさらに１を加算した後、SALTからの０〜７の値に
応じたビット数だけ左方向に回転処理を施して新しくA2
のデータとする。A3については、A3とA2を加算して、SA
LTからの０〜７の値に応じたビット数だけ左方向に回転
処理を施して新しくA3のデータとする。A1についても同
様に、A1とA2を加算してSALTからの０〜７の値に応じた
ビット数だけ左方向に回転処理を施して新しくA1のデー
タとする。A4についても、A4とA3を加算しさらに１を加
算した後、SALTからの０〜７の値に応じたビット数だけ
左方向に回転処理を施して新しくA4のデータとする。以
上一連の処理を順に施すことにより、32ビットの出力デ
ータＢを得る。
入力された32ビットのデータはA1〜A4の各８ビットの４
データに分けられる。A2とA3には中間鍵Kfがビット毎の
排他的論理和で加算される。さらに、A2にはA1が、また
A3にはA4が排他的論理和で加えられる。次に、A2とA3を
加算しさらに１を加算した後、SALTからの０〜７の値に
応じたビット数だけ左方向に回転処理を施して新しくA2
のデータとする。A3については、A3とA2を加算して、SA
LTからの０〜７の値に応じたビット数だけ左方向に回転
処理を施して新しくA3のデータとする。A1についても同
様に、A1とA2を加算してSALTからの０〜７の値に応じた
ビット数だけ左方向に回転処理を施して新しくA1のデー
タとする。A4についても、A4とA3を加算しさらに１を加
算した後、SALTからの０〜７の値に応じたビット数だけ
左方向に回転処理を施して新しくA4のデータとする。以
上一連の処理を順に施すことにより、32ビットの出力デ
ータＢを得る。
この実施例では、FEALのｆ関数に対して、12ビットの
SALTデータによる可変なビット回転数を生じさせ、ｆ関
数に4096通りの多様性をもたせる方式を示した。この方
式は、SALTデータのデータ長が増減した場合でも簡単に
対応できる。また、FEALのｆ関数以外にも、ビット回転
処理を用いるタイプのｆ関数であれば同様に適用するこ
とができる。また、ビット回転の方向は、右でも同等の
働きを示す。
SALTデータによる可変なビット回転数を生じさせ、ｆ関
数に4096通りの多様性をもたせる方式を示した。この方
式は、SALTデータのデータ長が増減した場合でも簡単に
対応できる。また、FEALのｆ関数以外にも、ビット回転
処理を用いるタイプのｆ関数であれば同様に適用するこ
とができる。また、ビット回転の方向は、右でも同等の
働きを示す。
「発明の効果」 以上説明したように、この発明のデータ拡散器は、デ
ータを拡散する際にリアルタイムクロックなどのように
刻々と内容がかわる乱数データに応じて、処理手段のう
ちのビット回転処理のビット回転数をかえている。この
ため、この方法による出力拡散データは、同じ入力デー
タに対して、その乱数データの値に応じた数のバリエー
ションを持つことになる。例えば12ビットの乱数データ
を用いれば、4096通りの異なる働きをするということで
ある。
ータを拡散する際にリアルタイムクロックなどのように
刻々と内容がかわる乱数データに応じて、処理手段のう
ちのビット回転処理のビット回転数をかえている。この
ため、この方法による出力拡散データは、同じ入力デー
タに対して、その乱数データの値に応じた数のバリエー
ションを持つことになる。例えば12ビットの乱数データ
を用いれば、4096通りの異なる働きをするということで
ある。
特に、FEALのｆ関数に適用した場合には、市販のFEAL
のLSIを使えなくすることができる。すなわち、遅い暗
号を実現できる。専用にLSIをおこし直すには膨大な費
用がかかるため、この発明は、パスワード方式に適用す
れば、パスワードのしらみ潰し攻撃に対して有効であ
る。
のLSIを使えなくすることができる。すなわち、遅い暗
号を実現できる。専用にLSIをおこし直すには膨大な費
用がかかるため、この発明は、パスワード方式に適用す
れば、パスワードのしらみ潰し攻撃に対して有効であ
る。
また、暗号化の機構としてみれば、この発明は、ビッ
ト回転数を動的にかえる処理を用いているため、２ビッ
トの固定回転処理の場合に比較して、暗号強度を著しく
高めている。
ト回転数を動的にかえる処理を用いているため、２ビッ
トの固定回転処理の場合に比較して、暗号強度を著しく
高めている。
第１図はこの発明の実施例を示すブロック図、第２図は
データ暗号方式FEALの構造を示すブロック図、第３図は
FEALにおいて用いられているデータ拡散処理部ｆの構造
を示すブロック図である。 １……鍵スケジュール部、２……データ処理部、Ｐ……
64ビットの平文データ、Ｋ……64ビットの秘密鍵、Ｃ…
…64ビットの暗号文、Ａ……32ビットの入力データ、Ｂ
……32ビットの出力データ、A1〜A4……Ａを４分割した
各８ビットデータ、Ki（ｉ＝０〜15,各16ビット）……
合計256ビットの中間鍵、Kf……16ビットの中間鍵、ｆ
……データ処理部において32ビットのデータの拡散処理
を行う処理関数、fk……鍵スケジュール部において32ビ
ットのデータの拡散処理を行う処理関数、……ビット
毎の排他的論理和、SALT……リアルタイムクロックなど
からとった12ビットの乱数データ、ROL2……左方向への
２ビット回転処理、ROL……左方向へのビット回転処理
（ビット回転数はパラメータにより０〜７の範囲でかわ
る）、Ｄ……リアルタイムクロックからのデータ、D1〜
D4D……を４分割した８ビットデータ。
データ暗号方式FEALの構造を示すブロック図、第３図は
FEALにおいて用いられているデータ拡散処理部ｆの構造
を示すブロック図である。 １……鍵スケジュール部、２……データ処理部、Ｐ……
64ビットの平文データ、Ｋ……64ビットの秘密鍵、Ｃ…
…64ビットの暗号文、Ａ……32ビットの入力データ、Ｂ
……32ビットの出力データ、A1〜A4……Ａを４分割した
各８ビットデータ、Ki（ｉ＝０〜15,各16ビット）……
合計256ビットの中間鍵、Kf……16ビットの中間鍵、ｆ
……データ処理部において32ビットのデータの拡散処理
を行う処理関数、fk……鍵スケジュール部において32ビ
ットのデータの拡散処理を行う処理関数、……ビット
毎の排他的論理和、SALT……リアルタイムクロックなど
からとった12ビットの乱数データ、ROL2……左方向への
２ビット回転処理、ROL……左方向へのビット回転処理
（ビット回転数はパラメータにより０〜７の範囲でかわ
る）、Ｄ……リアルタイムクロックからのデータ、D1〜
D4D……を４分割した８ビットデータ。
Claims (2)
- 【請求項１】ビット回転処理を用いてデータ拡散を行う
ブロック暗号装置のデータ拡散器であって、 32×ｎ（ｎは自然数）ビットの入力データを４つの同一
データ長のブロックに分ける第１の分割手段と、 12×ｎビットの乱数データを４つの同一データ長のSALT
データに分ける第２の分割手段と、 前記第１の分割手段により分割されたブロックの各２ず
つのデータと、鍵のデータとをそれぞれ排他的論理和演
算を行う排他的論理和演算手段と、 前記第１の分割手段により分割された２つのブロックの
データと、前記排他的論理和演算手段の２つの演算結果
のブロックデータとの４つのブロックデータをそれぞれ
処理系統とし、これら処理系統間のデータの加算、処理
系統のデータに対するパラメータの加算、これら４つの
処理系統のデータに対する、それぞれ前記第２の分割手
段により分割された４つのSALTデータの値に応じた回転
処理を行って各系統ごとに融合回転処理結果のデータを
得る融合回転手段と、 前記融合回転手段の処理結果の４つの同一長のブロック
のデータを結合して、前記入力データ長と同一の新たな
拡散データを得る結合手段を有するブロック暗号装置の
データ拡散器。 - 【請求項２】前記融合回転手段は各系統において加算演
算結果に対して回転処理を行い、その回転処理結果を前
記結合手段へ送ることを特徴とする請求項１記載のブロ
ック暗号装置のデータ拡散器。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP63133708A JP2553913B2 (ja) | 1988-05-30 | 1988-05-30 | ブロック暗号装置のデータ拡散器 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP63133708A JP2553913B2 (ja) | 1988-05-30 | 1988-05-30 | ブロック暗号装置のデータ拡散器 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH01302289A JPH01302289A (ja) | 1989-12-06 |
| JP2553913B2 true JP2553913B2 (ja) | 1996-11-13 |
Family
ID=15111036
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP63133708A Expired - Fee Related JP2553913B2 (ja) | 1988-05-30 | 1988-05-30 | ブロック暗号装置のデータ拡散器 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2553913B2 (ja) |
Families Citing this family (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US10142099B2 (en) | 2013-01-11 | 2018-11-27 | Qualcomm Incorporated | Method and apparatus for a computable, large, variable and secure substitution box |
-
1988
- 1988-05-30 JP JP63133708A patent/JP2553913B2/ja not_active Expired - Fee Related
Non-Patent Citations (2)
| Title |
|---|
| Ｉｎｆｏｓｙｓｔｅｍｓ Ｖｏｌ．３２Ｎｏ．４（１９８５．４）Ｊ．Ｇｉｓｈ"Ｓａｌｔｉｎｇ’ｔｈｅ ｐａｓｓｗｏｒｄ"Ｐ．８８〜８９ |
| 情報処理学会研究報告８８−ＤＰＳ−３７（１９８８．５．２０）清水明宏「高速秘密鍵暗号方式のＬＡＮ適用に関する考察」Ｐ．５７〜６４ |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPH01302289A (ja) | 1989-12-06 |
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