JP2762470B2 - 暗号化処理方法およびその方法を用いたｉｃカード装置 - Google Patents
暗号化処理方法およびその方法を用いたｉｃカード装置Info
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Description
【発明の詳細な説明】 産業上の利用分野 本発明はデータの秘匿と認証を必要とする機器間の暗
号通信に関するものである。
号通信に関するものである。
従来の技術 従来、この種の暗号化処理方法は、第６図に示すよう
になっていた。第６図において、41はデータの送信を行
う第１の機器、42はデータの受信を行う第２の機器、43
は平文ブロック格納手段、44は送信データが第三者によ
り不正に改ざんされていないかを検査するためのチェッ
クコード（以下、認証子と記す）を生成するための第１
の認証子生成手段、45は暗号化手段、46は暗号化手段45
の逆演算を施す復号化手段、47は第１の認証子生成手段
44と同じ演算を施す第２の認証子生成手段、48は復元ブ
ロック格納手段、49は比較手段である。ここでブロック
とは、一回に通信を行うデータの一塊を指すものとす
る。
になっていた。第６図において、41はデータの送信を行
う第１の機器、42はデータの受信を行う第２の機器、43
は平文ブロック格納手段、44は送信データが第三者によ
り不正に改ざんされていないかを検査するためのチェッ
クコード（以下、認証子と記す）を生成するための第１
の認証子生成手段、45は暗号化手段、46は暗号化手段45
の逆演算を施す復号化手段、47は第１の認証子生成手段
44と同じ演算を施す第２の認証子生成手段、48は復元ブ
ロック格納手段、49は比較手段である。ここでブロック
とは、一回に通信を行うデータの一塊を指すものとす
る。
以上のように構成された暗号化処理方法について、以
下その動作を説明する。まず、第１の機器41は、第１の
認証子生成手段44を用いて、平文ブロック格納手段43に
格納されている平文ブロックから第１の認証子を生成す
る。この第１の認証子は、送信データが第三者によって
不正に改ざんされていないか（一般にメッセージ認証と
呼ぶ）を第２の機器42（受信側）が検査するためのもの
であり、第１の認証子生成手段44は、平文ブロックのデ
ータの全ビットを入力とする縮約型（出力のビット長が
入力のビット長より短い）の演算を行う。生成された第
１の認証子は、第７図に示すように、平文ブロックに連
結され、暗号化手段45に出力される。ここで、51は平文
ブロックであり、ｎビット（暗号化処理を施す単位）ご
とに分割されたデータ列M1,M2,M3から成る。52はｍビッ
トの長さを持つ第１の認証子（Ａ）である。暗号化手段
45は、平文ブロック51と第１の認証子52を暗号化し、第
２の機器42に送信する。一方、第２の機器42は、復号化
手段46を用いて送られてきたデータを復号化し、得られ
たデータを第８図に示すように復元ブロック（M1′,M
2′,M3′）61とｍビットの長さを持つ比較データ
（Ａ′）62に分割する。復号化手段46は、復元ブロック
（M1′,M2′,M3′）61を復元ブロック格納手段48に格納
し、比較データ（Ａ′）62を比較手段49に出力する。比
較手段49は、これを第１の入力とする。次に第２の機器
42は、第２の認証子生成手段47を用いて、復元ブロック
格納手段48に格納されている復元ブロックから第２の認
証子を生成し、比較手段49に出力する。比較手段49は、
これを第２の入力として前記第１の入力と比較し、一致
するか否かによって、受信データが正当なものか、もし
くは第３者により改ざんされたものかを判断する。ま
た、第１の機器41と第２の機器42の間の通信線上のデー
タは暗号化されているため、第三者がこれを盗聴したも
のとしても、解読は困難である。このように、メッセー
ジの秘匿とメッセージ認証が可能となる。
下その動作を説明する。まず、第１の機器41は、第１の
認証子生成手段44を用いて、平文ブロック格納手段43に
格納されている平文ブロックから第１の認証子を生成す
る。この第１の認証子は、送信データが第三者によって
不正に改ざんされていないか（一般にメッセージ認証と
呼ぶ）を第２の機器42（受信側）が検査するためのもの
であり、第１の認証子生成手段44は、平文ブロックのデ
ータの全ビットを入力とする縮約型（出力のビット長が
入力のビット長より短い）の演算を行う。生成された第
１の認証子は、第７図に示すように、平文ブロックに連
結され、暗号化手段45に出力される。ここで、51は平文
ブロックであり、ｎビット（暗号化処理を施す単位）ご
とに分割されたデータ列M1,M2,M3から成る。52はｍビッ
トの長さを持つ第１の認証子（Ａ）である。暗号化手段
45は、平文ブロック51と第１の認証子52を暗号化し、第
２の機器42に送信する。一方、第２の機器42は、復号化
手段46を用いて送られてきたデータを復号化し、得られ
たデータを第８図に示すように復元ブロック（M1′,M
2′,M3′）61とｍビットの長さを持つ比較データ
（Ａ′）62に分割する。復号化手段46は、復元ブロック
（M1′,M2′,M3′）61を復元ブロック格納手段48に格納
し、比較データ（Ａ′）62を比較手段49に出力する。比
較手段49は、これを第１の入力とする。次に第２の機器
42は、第２の認証子生成手段47を用いて、復元ブロック
格納手段48に格納されている復元ブロックから第２の認
証子を生成し、比較手段49に出力する。比較手段49は、
これを第２の入力として前記第１の入力と比較し、一致
するか否かによって、受信データが正当なものか、もし
くは第３者により改ざんされたものかを判断する。ま
た、第１の機器41と第２の機器42の間の通信線上のデー
タは暗号化されているため、第三者がこれを盗聴したも
のとしても、解読は困難である。このように、メッセー
ジの秘匿とメッセージ認証が可能となる。
発明が解決しようとする課題 このような従来の構成では、第1,第２の機器41,42
は、暗号化手段45あるいは復号化手段46に加え、認証子
生成手段44あるいは47を備える必要があるため、部品点
数（ソフトウェアで実現する場合はプログラムサイズ）
および処理速度の点で問題点があった。特に、これらの
機器41,42が、例えばICカードのような内部資源が限ら
れた機器である場合、部品点数（またはプログラムサイ
ズ）は大きな障害となる。
は、暗号化手段45あるいは復号化手段46に加え、認証子
生成手段44あるいは47を備える必要があるため、部品点
数（ソフトウェアで実現する場合はプログラムサイズ）
および処理速度の点で問題点があった。特に、これらの
機器41,42が、例えばICカードのような内部資源が限ら
れた機器である場合、部品点数（またはプログラムサイ
ズ）は大きな障害となる。
このような問題点を解決する一つの対策として、認証
子生成手段44,47に、一般に知られた伝送誤り検出符号
（例えば、水平パリティ）のような簡易な演算を用いる
方法が考えられる。認証子が一般に知られた演算で生成
されたものであっても、通信線上には暗号化された形で
出力されるため、第三者による簡単な攻撃に対しては安
全である。しかし、このような方法には、以下に示すよ
うな欠点がある。平分ブロック（M1,M2,M3）51に対する
暗文をC1,C2,C3とし、認証子をＡとする。ここで、認証
子Ａは水平パリティによって生成されたものとする。悪
意を持つ第三者が通信線上の暗文のC2とC3を入れ替え
て、C1,C3,C2と改ざんしたとすると、受信側が復元した
結果はM1,M3,M2となる。ところが、この改ざんされた受
信ブロックに対する水平パリティもＡとなるため、この
ような第三者による改ざんを検出することができない。
この改ざんは、認証子Ａを水平パリティによって生成し
たことにより有効となる攻撃手段である。暗号化手段45
にCBC（Cipher Block Chaining）モードを用いて暗号化
処理を複雑にしても、上述したような改ざんを検出する
ことはできない。このように、認証子生成手段44,47
に、一般に知られている簡易な演算を用いた場合、その
演算に係る特定の攻撃が可能となる。したがって、認証
子生成手段44,47は秘密であり、かつ入力データを撹乱
する度合いが高い演算を用いなければならない。したが
って、メッセージの秘匿と認証を行う場合、必然的に部
品点数が増え、処理速度が遅くなる傾向にあった。
子生成手段44,47に、一般に知られた伝送誤り検出符号
（例えば、水平パリティ）のような簡易な演算を用いる
方法が考えられる。認証子が一般に知られた演算で生成
されたものであっても、通信線上には暗号化された形で
出力されるため、第三者による簡単な攻撃に対しては安
全である。しかし、このような方法には、以下に示すよ
うな欠点がある。平分ブロック（M1,M2,M3）51に対する
暗文をC1,C2,C3とし、認証子をＡとする。ここで、認証
子Ａは水平パリティによって生成されたものとする。悪
意を持つ第三者が通信線上の暗文のC2とC3を入れ替え
て、C1,C3,C2と改ざんしたとすると、受信側が復元した
結果はM1,M3,M2となる。ところが、この改ざんされた受
信ブロックに対する水平パリティもＡとなるため、この
ような第三者による改ざんを検出することができない。
この改ざんは、認証子Ａを水平パリティによって生成し
たことにより有効となる攻撃手段である。暗号化手段45
にCBC（Cipher Block Chaining）モードを用いて暗号化
処理を複雑にしても、上述したような改ざんを検出する
ことはできない。このように、認証子生成手段44,47
に、一般に知られている簡易な演算を用いた場合、その
演算に係る特定の攻撃が可能となる。したがって、認証
子生成手段44,47は秘密であり、かつ入力データを撹乱
する度合いが高い演算を用いなければならない。したが
って、メッセージの秘匿と認証を行う場合、必然的に部
品点数が増え、処理速度が遅くなる傾向にあった。
本発明はこのような課題に鑑み、高度なセキュリティ
を保ちながら、少ない部品点数（またはプログラムサイ
ズ）で、しかも高速にメッセージの秘匿ならびに認証を
行うことができる暗号化処理方法を提供することを目的
とするものである。
を保ちながら、少ない部品点数（またはプログラムサイ
ズ）で、しかも高速にメッセージの秘匿ならびに認証を
行うことができる暗号化処理方法を提供することを目的
とするものである。
課題を解決するための手段 この課題を解決するために本発明は、少なくともデー
タの送信を行う第１の機器と、この第１の機器からデー
タを受信する第２の機器とを備え、前記第１の機器は、
ｎビットの平文を入力してｎビットの暗文を出力する暗
号化手段と、第１のレジスタと、第２のレジスタと、第
１の排他的論理和演算手段と第２の排他的論理和演算手
段とを有し、前記第２の機器は、前記暗号化手段と対を
なす復号化手段と、第３のレジスタと、第４のレジスタ
と、第３の排他的論理和演算手段と、第４の排他的論理
和演算手段と、比較手段とを有し、前記第１の排他的論
理和演算手段は、平文ブロックをｎビットごとに分割し
た複数個のｎビットデータのうちの一つと前記第１のレ
ジスタの内容に排他的論理和演算を施して前記暗号化手
段に出力し、前記暗号化手段は、前記第１の排他的論理
和演算手段からの出力に秘密の演算を施して前記第２の
排他的論理和演算手段に出力し、前記第２の排他的論理
和演算手段は、前記暗号化手段からの前記出力と前記第
２のレジスタの内容に排他的論理和演算を施して前記第
３の排他的論理和演算手段に出力し、前記第３の排他的
論理和演算手段は、前記第２の排他的論理和演算手段か
らの前記出力と前記第３のレジスタの内容に排他的論理
和演算を施して前記復号化手段に出力し、前記復号化手
段は、前記第３の排他的論理和演算手段からの出力に秘
密の演算を施して前記第４の排他的論理和演算手段に出
力し、前記第４の排他的論理和演算手段は、前記復号化
手段からの出力と前記第４のレジスタの内容に排他的論
理和演算を施し、かつ、前記第1,第2,第3,第４のレジス
タには、それぞれ前記暗号化手段の前記出力、前記ｎビ
ットデータ、前記第４の排他的論理和演算手段の前記出
力、前記第３の排他的論理和演算手段の前記出力、また
はそれぞれ前記暗号化手段の前記出力、前記第１の排他
的論理和演算手段の前記出力、前記復号化手段の前記出
力、前記第３の排他的論理和演算手段の前記出力、また
は、それぞれ前記第２の排他的論理和演算手段の前記出
力、前記第１の排他的論理和演算手段の前記出力、前記
復号化手段の前記出力、前記第３の排他的論理和演算手
段への前記入力、または、それぞれ前記第２の排他的論
理和演算手段の前記出力、前記ｎビットデータ、前記第
４の排他的論理和演算手段の前記出力、前記第３の排他
的論理和演算手段への前記入力が格納され、さらに、前
記比較手段が、前記第４の排他的論理和演算手段の出力
と、前記第１の機器および前記第２の機器が共通に保持
している基準値とを比較する構成としたものである。
タの送信を行う第１の機器と、この第１の機器からデー
タを受信する第２の機器とを備え、前記第１の機器は、
ｎビットの平文を入力してｎビットの暗文を出力する暗
号化手段と、第１のレジスタと、第２のレジスタと、第
１の排他的論理和演算手段と第２の排他的論理和演算手
段とを有し、前記第２の機器は、前記暗号化手段と対を
なす復号化手段と、第３のレジスタと、第４のレジスタ
と、第３の排他的論理和演算手段と、第４の排他的論理
和演算手段と、比較手段とを有し、前記第１の排他的論
理和演算手段は、平文ブロックをｎビットごとに分割し
た複数個のｎビットデータのうちの一つと前記第１のレ
ジスタの内容に排他的論理和演算を施して前記暗号化手
段に出力し、前記暗号化手段は、前記第１の排他的論理
和演算手段からの出力に秘密の演算を施して前記第２の
排他的論理和演算手段に出力し、前記第２の排他的論理
和演算手段は、前記暗号化手段からの前記出力と前記第
２のレジスタの内容に排他的論理和演算を施して前記第
３の排他的論理和演算手段に出力し、前記第３の排他的
論理和演算手段は、前記第２の排他的論理和演算手段か
らの前記出力と前記第３のレジスタの内容に排他的論理
和演算を施して前記復号化手段に出力し、前記復号化手
段は、前記第３の排他的論理和演算手段からの出力に秘
密の演算を施して前記第４の排他的論理和演算手段に出
力し、前記第４の排他的論理和演算手段は、前記復号化
手段からの出力と前記第４のレジスタの内容に排他的論
理和演算を施し、かつ、前記第1,第2,第3,第４のレジス
タには、それぞれ前記暗号化手段の前記出力、前記ｎビ
ットデータ、前記第４の排他的論理和演算手段の前記出
力、前記第３の排他的論理和演算手段の前記出力、また
はそれぞれ前記暗号化手段の前記出力、前記第１の排他
的論理和演算手段の前記出力、前記復号化手段の前記出
力、前記第３の排他的論理和演算手段の前記出力、また
は、それぞれ前記第２の排他的論理和演算手段の前記出
力、前記第１の排他的論理和演算手段の前記出力、前記
復号化手段の前記出力、前記第３の排他的論理和演算手
段への前記入力、または、それぞれ前記第２の排他的論
理和演算手段の前記出力、前記ｎビットデータ、前記第
４の排他的論理和演算手段の前記出力、前記第３の排他
的論理和演算手段への前記入力が格納され、さらに、前
記比較手段が、前記第４の排他的論理和演算手段の出力
と、前記第１の機器および前記第２の機器が共通に保持
している基準値とを比較する構成としたものである。
作 用 この構成により、メッセージの秘匿と認証に同じメカ
ニズムを用いることができ、部品点数（またはプログラ
ムサイズ）を削減できる。さらに、送信側においてはメ
ッセージの暗号化と認証子の生成を、また受信側におい
てはメッエージの復号化と認証子の検査を一度に行うこ
とによって、高速化を実現できることとなる。
ニズムを用いることができ、部品点数（またはプログラ
ムサイズ）を削減できる。さらに、送信側においてはメ
ッセージの暗号化と認証子の生成を、また受信側におい
てはメッエージの復号化と認証子の検査を一度に行うこ
とによって、高速化を実現できることとなる。
実施例 第１図は本発明の一実施例による暗号化処理方法のブ
ロック図である。第１図において、１はデータの送信を
行う第１の機器、２はデータの受信を行う第２の機器で
あり、第１の機器１はICカード装置においては端末、第
２の機器２はICカードとなるが、以後も第1,第２の機器
で説明を続ける。３は平文ブロック格納手段、４はｎビ
ットデータを入力してｎビットデータを出力する秘密の
暗号化手段、５は第１のレジスタ、６は第２のレジス
タ、７は第１の排他的論理和演算手段、８は第２の排他
的論理和演算手段、９は第１の暗号化手段４に対応する
秘密の復号化手段、10は第３のレジスタ、11は第４のレ
ジスタ、12は第３の排他的論理和演算手段、13は第４の
排他的論理和演算手段、14は復元ブロック格納手段、15
は比較手段、16,17は第１の機器１と第２の機器２が共
通に有するｎビットの固定パターン（Ｐ）、18は固定パ
ターン（Ｐ）17と比較される比較データである。また、
下表１は、本実施例において、通信が正常に行われた場
合の各要所のデータ値を示す。尚、表１中の＋記号は、
排他的論理和演算を示す。
ロック図である。第１図において、１はデータの送信を
行う第１の機器、２はデータの受信を行う第２の機器で
あり、第１の機器１はICカード装置においては端末、第
２の機器２はICカードとなるが、以後も第1,第２の機器
で説明を続ける。３は平文ブロック格納手段、４はｎビ
ットデータを入力してｎビットデータを出力する秘密の
暗号化手段、５は第１のレジスタ、６は第２のレジス
タ、７は第１の排他的論理和演算手段、８は第２の排他
的論理和演算手段、９は第１の暗号化手段４に対応する
秘密の復号化手段、10は第３のレジスタ、11は第４のレ
ジスタ、12は第３の排他的論理和演算手段、13は第４の
排他的論理和演算手段、14は復元ブロック格納手段、15
は比較手段、16,17は第１の機器１と第２の機器２が共
通に有するｎビットの固定パターン（Ｐ）、18は固定パ
ターン（Ｐ）17と比較される比較データである。また、
下表１は、本実施例において、通信が正常に行われた場
合の各要所のデータ値を示す。尚、表１中の＋記号は、
排他的論理和演算を示す。
以下、第１図および表１に従い、本実施例について説
明を行う。以下の説明において、＋記号は排他的論理和
演算を意味するものとする。まず初期状態として、第1,
第４のレジスタ5,11には同じ値J0が格納され、第2,第３
のレジスタ6,10には同じ値Ｉが格納されている。第１の
機器１は、平文ブロック格納手段３に格納されている平
文ブロックを暗号化の単位であるｎビットごとに分割す
る。こうして得られた複数のｎビットデータ列をM1,M2,
M3とする（固定パターン（Ｐ）16に関しては後述す
る）。その先頭のｎビットデータM1を第１の排他的論理
和演算手段７に出力する。第１の排他的論理和演算手段
７は、前記ｎビットデータM1と第１のレジスタ５内のデ
ータ（初期値J0）の排他的論理和を計算し、その結果M1
＋J0を暗号化手段４に出力する。暗号化手段４は、第１
の排他的論理和演算手段７からの前記入力M1＋J0に暗号
化処理を施し、その結果J1＝Ｅ（M1＋J0）を第２の排他
的論理和演算手段８に出力する。第２の排他的論理和演
算手段８は、暗号化手段４からの前記入力J1と第２のレ
ジスタ６内のデータ（初期値Ｉ）の排他的論理和を計算
し、その結果J1＋Ｉを第２の機器２に送信する。暗号化
手段４の撹乱が十分であれば、復号化手段９を持たない
第三者が、通信データ（暗文）J1＋１＝Ｅ（M1＋J0）＋
Ｉから平文M1を求めることは極めて困難である。このよ
うにして、メッセージの秘匿が可能となる。
明を行う。以下の説明において、＋記号は排他的論理和
演算を意味するものとする。まず初期状態として、第1,
第４のレジスタ5,11には同じ値J0が格納され、第2,第３
のレジスタ6,10には同じ値Ｉが格納されている。第１の
機器１は、平文ブロック格納手段３に格納されている平
文ブロックを暗号化の単位であるｎビットごとに分割す
る。こうして得られた複数のｎビットデータ列をM1,M2,
M3とする（固定パターン（Ｐ）16に関しては後述す
る）。その先頭のｎビットデータM1を第１の排他的論理
和演算手段７に出力する。第１の排他的論理和演算手段
７は、前記ｎビットデータM1と第１のレジスタ５内のデ
ータ（初期値J0）の排他的論理和を計算し、その結果M1
＋J0を暗号化手段４に出力する。暗号化手段４は、第１
の排他的論理和演算手段７からの前記入力M1＋J0に暗号
化処理を施し、その結果J1＝Ｅ（M1＋J0）を第２の排他
的論理和演算手段８に出力する。第２の排他的論理和演
算手段８は、暗号化手段４からの前記入力J1と第２のレ
ジスタ６内のデータ（初期値Ｉ）の排他的論理和を計算
し、その結果J1＋Ｉを第２の機器２に送信する。暗号化
手段４の撹乱が十分であれば、復号化手段９を持たない
第三者が、通信データ（暗文）J1＋１＝Ｅ（M1＋J0）＋
Ｉから平文M1を求めることは極めて困難である。このよ
うにして、メッセージの秘匿が可能となる。
一方、第２の機器２は以下のようにして、受信データ
（暗文）J1＋Ｉから平文M1を復元する。第２の機器２
は、第３の排他的論理和演算手段12を用いて、送られて
きた前記データJ1＋Ｉと第３のレジスタ10内のデータ
（初期値Ｉ）の排他的論理和を計算し、その結果（J1＋
Ｉ）＋Ｉ＝J1を復号化手段９に出力する。復号化手段９
は、送られてきた前記データJ1＝Ｅ（M1＋J0）に復号化
処理を施し、その結果M1＋J0を第４の排他的論理和演算
手段13に出力する。第４の排他的論理和演算手段13は、
複合化手段９からの前記入力M1＋J0と第４のレジスタ11
内のデータ（初期値J0）の排他的論理和を計算すること
により、（M1＋J0）＋J0＝M0（元の平文）を復元し、復
元ブロック格納手段14に格納する。その後、第１の機器
１は、初期値J0に換えて、暗号化手段４の前記出力J1を
第１のレジスタ５に格納し、初期値Ｉに換えて平文M1を
第２のレジスタ６に格納する。同様に、第２の機器２
は、初期値J0に代えて、第３の排他的論理和演算手段12
の出力J1を第４のレジスタ11に格納し、初期値Ｉに換え
て復元したデータM1を第３のレジスタ10に格納する。し
たがって、通信中のデータが偶発的あるいは意図的な変
更を受けない限り、第１のレジスタ５と第４のレジスタ
11、および第２のレジスタ６と第３のレジスタ10にはそ
れぞれ常に同じ値が格納されることになる。以上のよう
な、先頭のｎビットデータM1に対する処理をM2,M3に対
しても同様に繰り返すことにより、復元フロック格納手
段14に復元された元のデータが順に格納されていく。こ
の暗号利用モードは、一般にCBCモードとして知られる
ものを変形したものである。すなわち、送信側にはCBC
モードのフィードバック機能にフィードフォワード機能
を付加し、受信側をその対称形としたものである。送信
側がフィードバック機能を有することによって、先行す
るデータの内容が後続のデータの暗号化出力に影響を及
ぼすため、第１のレジスタ５の初期値J0の値を変えるこ
とにより、同じ送信データM1,M2,M3に対しても、暗号化
手段４の出力が異なるなどの効果が得られる。これはCB
Cモードそのものが有する特徴であるが、送信側にフィ
ードフォワード機能を付加する（すなわち、受信側にそ
れと対称なフィードバック機能を付加する）ことによ
り、復号化と同時にメッセージの認証を行えるという効
果が生まれる。これについては、後に詳しく述べる。
（暗文）J1＋Ｉから平文M1を復元する。第２の機器２
は、第３の排他的論理和演算手段12を用いて、送られて
きた前記データJ1＋Ｉと第３のレジスタ10内のデータ
（初期値Ｉ）の排他的論理和を計算し、その結果（J1＋
Ｉ）＋Ｉ＝J1を復号化手段９に出力する。復号化手段９
は、送られてきた前記データJ1＝Ｅ（M1＋J0）に復号化
処理を施し、その結果M1＋J0を第４の排他的論理和演算
手段13に出力する。第４の排他的論理和演算手段13は、
複合化手段９からの前記入力M1＋J0と第４のレジスタ11
内のデータ（初期値J0）の排他的論理和を計算すること
により、（M1＋J0）＋J0＝M0（元の平文）を復元し、復
元ブロック格納手段14に格納する。その後、第１の機器
１は、初期値J0に換えて、暗号化手段４の前記出力J1を
第１のレジスタ５に格納し、初期値Ｉに換えて平文M1を
第２のレジスタ６に格納する。同様に、第２の機器２
は、初期値J0に代えて、第３の排他的論理和演算手段12
の出力J1を第４のレジスタ11に格納し、初期値Ｉに換え
て復元したデータM1を第３のレジスタ10に格納する。し
たがって、通信中のデータが偶発的あるいは意図的な変
更を受けない限り、第１のレジスタ５と第４のレジスタ
11、および第２のレジスタ６と第３のレジスタ10にはそ
れぞれ常に同じ値が格納されることになる。以上のよう
な、先頭のｎビットデータM1に対する処理をM2,M3に対
しても同様に繰り返すことにより、復元フロック格納手
段14に復元された元のデータが順に格納されていく。こ
の暗号利用モードは、一般にCBCモードとして知られる
ものを変形したものである。すなわち、送信側にはCBC
モードのフィードバック機能にフィードフォワード機能
を付加し、受信側をその対称形としたものである。送信
側がフィードバック機能を有することによって、先行す
るデータの内容が後続のデータの暗号化出力に影響を及
ぼすため、第１のレジスタ５の初期値J0の値を変えるこ
とにより、同じ送信データM1,M2,M3に対しても、暗号化
手段４の出力が異なるなどの効果が得られる。これはCB
Cモードそのものが有する特徴であるが、送信側にフィ
ードフォワード機能を付加する（すなわち、受信側にそ
れと対称なフィードバック機能を付加する）ことによ
り、復号化と同時にメッセージの認証を行えるという効
果が生まれる。これについては、後に詳しく述べる。
次に、認証子の生成方法について、第２図を参照しな
がら説明する。第２図は認証子の生成手順を示した説明
図であり、21は平文ブロック（M1,M2,M3）、16は第１図
に示した固定パターン（Ｐ）、22は第１のレジスタ５の
初期値J0、23〜26は暗号化手段４で実行される暗号化処
理、27〜30は第１の排他的論理和演算手段７で実行され
る排他的論理和演算、31は第２のレジスタ６に格納され
るデータM3、32は第２の排他的論理和演算手段８で実行
される排他的論理和演算、33は最終的に生成される認証
子である。平文ブロック（M1,M2,M3）21と固定パターン
（Ｐ）16は連結されている。まず、平文ブロック21の先
頭のｎビットデータ（M1）と初期値（J0）22の排他的論
理和27を計算し、それに対して暗号化処理23を行う。次
に、その結果と第２番目のｎビットデータ（M2）の排他
的論理和28を計算し、それに対して暗号化処理24を行
う。これを第３番目のｎビットデータ（M3）および固定
パターン（Ｐ）に対して同様に繰り返した後、その結果
と、その時点での第２のレジスタ６の値（M3）31との排
他的論理和32を計算し、最終的に認証子33を得る。これ
はCBCモードを利用した認証子の生成手段であり、次に
示すような認証子生成手段の条件を満たしている。
がら説明する。第２図は認証子の生成手順を示した説明
図であり、21は平文ブロック（M1,M2,M3）、16は第１図
に示した固定パターン（Ｐ）、22は第１のレジスタ５の
初期値J0、23〜26は暗号化手段４で実行される暗号化処
理、27〜30は第１の排他的論理和演算手段７で実行され
る排他的論理和演算、31は第２のレジスタ６に格納され
るデータM3、32は第２の排他的論理和演算手段８で実行
される排他的論理和演算、33は最終的に生成される認証
子である。平文ブロック（M1,M2,M3）21と固定パターン
（Ｐ）16は連結されている。まず、平文ブロック21の先
頭のｎビットデータ（M1）と初期値（J0）22の排他的論
理和27を計算し、それに対して暗号化処理23を行う。次
に、その結果と第２番目のｎビットデータ（M2）の排他
的論理和28を計算し、それに対して暗号化処理24を行
う。これを第３番目のｎビットデータ（M3）および固定
パターン（Ｐ）に対して同様に繰り返した後、その結果
と、その時点での第２のレジスタ６の値（M3）31との排
他的論理和32を計算し、最終的に認証子33を得る。これ
はCBCモードを利用した認証子の生成手段であり、次に
示すような認証子生成手段の条件を満たしている。
（１） 認証子が平文ブロックのデータの全ビットに依
存している。
存している。
（２） 平文をｍ、認証子生成手段をｆ、その認証子を
ａ＝ｆ（ｍ）とする時、 ｆ（ｍ）＝ｆ（ｘ） を満足するｘを求めることが極めて困難である。ここ
で、以上に述べた第２図の認証子生成手順は、第１図で
示したデータの暗号化手順の一部と全く同一のものであ
り、認証子の生成処理とデータの暗号化処理を同時に行
うことができる。すなわち、第２図の暗号化処理23〜26
の出力が、第１図における暗号化手段４の出力に相当
し、第２の排他的論理和演算手段８を経て、第２の機器
２に送信される。特に、第２図の認証子33は、第１図に
おける固定パターン（Ｐ）16に対する第２の排他的論理
和演算手段８の出力となる。
ａ＝ｆ（ｍ）とする時、 ｆ（ｍ）＝ｆ（ｘ） を満足するｘを求めることが極めて困難である。ここ
で、以上に述べた第２図の認証子生成手順は、第１図で
示したデータの暗号化手順の一部と全く同一のものであ
り、認証子の生成処理とデータの暗号化処理を同時に行
うことができる。すなわち、第２図の暗号化処理23〜26
の出力が、第１図における暗号化手段４の出力に相当
し、第２の排他的論理和演算手段８を経て、第２の機器
２に送信される。特に、第２図の認証子33は、第１図に
おける固定パターン（Ｐ）16に対する第２の排他的論理
和演算手段８の出力となる。
最後に、認証子の検査の方法について説明する。表１
に示す通り、正常に通信が行われた場合は、比較データ
18は固定パターン（Ｐ）17に等しくなる。一方、例え
ば、平文M2に対する通信線上のデータが改ざんされた場
合の各要所のデータ値を表２に示す。この場合、まず平
文M2に対する復元文がM2に一致しないため、次の平文M3
に対する第３のレジスタ10の値はM2と異なった値となる
（本実施例の場合は、第４のレジスタ11の値もJ2と異な
る）。したがって、平文M3に対する復元文もM3に一致し
ない。これは、第２の機器２（受信側）がフィードフォ
ワード機能を有することによる効果である。同様にし
て、固定パターン（Ｐ）16に対する復元文も固定パター
ン（Ｐ）16（すなわち固定パターン（Ｐ）17）と異なっ
た値となる。以上のことから、比較手段15により、比較
データ18と固定パターン17を比較することによって、メ
ッセージ認証が可能となることがわかる。比較データ18
は復元処理で得られる復元ブロック格納手段14内の最終
データであるため、メッセージの復元と認証を同時に行
えることとなる。
に示す通り、正常に通信が行われた場合は、比較データ
18は固定パターン（Ｐ）17に等しくなる。一方、例え
ば、平文M2に対する通信線上のデータが改ざんされた場
合の各要所のデータ値を表２に示す。この場合、まず平
文M2に対する復元文がM2に一致しないため、次の平文M3
に対する第３のレジスタ10の値はM2と異なった値となる
（本実施例の場合は、第４のレジスタ11の値もJ2と異な
る）。したがって、平文M3に対する復元文もM3に一致し
ない。これは、第２の機器２（受信側）がフィードフォ
ワード機能を有することによる効果である。同様にし
て、固定パターン（Ｐ）16に対する復元文も固定パター
ン（Ｐ）16（すなわち固定パターン（Ｐ）17）と異なっ
た値となる。以上のことから、比較手段15により、比較
データ18と固定パターン17を比較することによって、メ
ッセージ認証が可能となることがわかる。比較データ18
は復元処理で得られる復元ブロック格納手段14内の最終
データであるため、メッセージの復元と認証を同時に行
えることとなる。
以上に述べたように、送信側では暗号化処理と認証子
生成処理を同じメカニズムで一度に行い、受信側では復
号化処理と認証子の検査処理を同じメカニズムで一度に
行なうことにより、部品点数（またはプログラムサイ
ズ）を削減し、処理速度を大幅に向上することができ
る。尚、本実施例による構成ブロックと全く同じものを
用いて、第１〜４のレジスタ5,6,10,11の各入力部を改
造することにより、第３〜５図に示すような、本実施例
と同じ効果を有する暗号化処理方法を提供することがで
きる。第３図〜第５図において、１〜18は全て第１図と
同一のものである。
生成処理を同じメカニズムで一度に行い、受信側では復
号化処理と認証子の検査処理を同じメカニズムで一度に
行なうことにより、部品点数（またはプログラムサイ
ズ）を削減し、処理速度を大幅に向上することができ
る。尚、本実施例による構成ブロックと全く同じものを
用いて、第１〜４のレジスタ5,6,10,11の各入力部を改
造することにより、第３〜５図に示すような、本実施例
と同じ効果を有する暗号化処理方法を提供することがで
きる。第３図〜第５図において、１〜18は全て第１図と
同一のものである。
つまり、第３図に示すものは、前記第1,第2,第3,第４
のレジスタ5,6,10,11に、それぞれ前記暗号化手段４の
前記出力、前記第１の排他的論理和演算手段７の前記出
力、前記復号化手段９の前記出力、前記第３の排他的論
理和演算手段12の前記出力が印加されるものとしたもの
で、また第４図のものは第１〜第４のレジスタ5,6,10,1
1にそれぞれ前記第２の排他的論理和演算手段８の前記
出力、前記第１の排他的論理和演算手段７の前記出力、
前記復号化手段９の前記出力、前記第３の排他的論理和
演算手段12への入力が印加されるものとしたもので、第
５図のものは第１〜第４のレジスト5,6,10,11にそれぞ
れ前記第２の排他的論理和演算手段８の前記出力、前記
ｎビットデータ、前記第４の排他的論理和演算手段13の
前記出力、前記第３の排他的論理和演算手段12の前記入
力が格納されるようにしたものである。
のレジスタ5,6,10,11に、それぞれ前記暗号化手段４の
前記出力、前記第１の排他的論理和演算手段７の前記出
力、前記復号化手段９の前記出力、前記第３の排他的論
理和演算手段12の前記出力が印加されるものとしたもの
で、また第４図のものは第１〜第４のレジスタ5,6,10,1
1にそれぞれ前記第２の排他的論理和演算手段８の前記
出力、前記第１の排他的論理和演算手段７の前記出力、
前記復号化手段９の前記出力、前記第３の排他的論理和
演算手段12への入力が印加されるものとしたもので、第
５図のものは第１〜第４のレジスト5,6,10,11にそれぞ
れ前記第２の排他的論理和演算手段８の前記出力、前記
ｎビットデータ、前記第４の排他的論理和演算手段13の
前記出力、前記第３の排他的論理和演算手段12の前記入
力が格納されるようにしたものである。
発明の効果 以上のように本発明によれば、メッセージの秘匿と認
証にCBCモードを利用した同じメカニズムを用いること
によって、高度なセキュリティを保ちながら、必要とな
る部品点数（またはプログラムサイズ）を削減すること
ができる。さらに、メッセージの秘匿と認証を一度に行
なうことによって、従来の方法に比べ大幅な高速化が可
能となる。
証にCBCモードを利用した同じメカニズムを用いること
によって、高度なセキュリティを保ちながら、必要とな
る部品点数（またはプログラムサイズ）を削減すること
ができる。さらに、メッセージの秘匿と認証を一度に行
なうことによって、従来の方法に比べ大幅な高速化が可
能となる。
第１図は本発明の一実施例による暗号化処理方法の説明
をするブロック図、第２図は本発明の一実施例による認
証子の生成手順を示す説明図、第３図，第４図，第５図
はそれぞれ本発明の他の実施例による暗号化処理方法を
説明するブロック図、第６図は従来の暗号化処理方法を
説明するブロック図、第７図，第８図は従来の暗号化処
理方法における送信データおよび受信データを示す図で
ある。 １……第１の機器、２……第２の機器、３……平文ブロ
ック格納手段、４……暗号化手段、５……第１のレジス
タ、６……第２のレジスタ、７……第１の排他的論理和
演算手段、８……第２の排他的論理和演算手段、９……
復号化手段、10……第３のレジスタ、11……第４のレジ
スタ、12……第３の排他的論理和演算手段、13……第４
の排他的論理和演算手段、14……復元ブロック格納手
段、15……比較手段、16,17……固定パターン、18……
比較データ、33……認証子。
をするブロック図、第２図は本発明の一実施例による認
証子の生成手順を示す説明図、第３図，第４図，第５図
はそれぞれ本発明の他の実施例による暗号化処理方法を
説明するブロック図、第６図は従来の暗号化処理方法を
説明するブロック図、第７図，第８図は従来の暗号化処
理方法における送信データおよび受信データを示す図で
ある。 １……第１の機器、２……第２の機器、３……平文ブロ
ック格納手段、４……暗号化手段、５……第１のレジス
タ、６……第２のレジスタ、７……第１の排他的論理和
演算手段、８……第２の排他的論理和演算手段、９……
復号化手段、10……第３のレジスタ、11……第４のレジ
スタ、12……第３の排他的論理和演算手段、13……第４
の排他的論理和演算手段、14……復元ブロック格納手
段、15……比較手段、16,17……固定パターン、18……
比較データ、33……認証子。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献 特開 昭61−21641（ＪＰ，Ａ) 高木伸哉、伊藤守「ＩＣカードを用い たセキュリティメカニズムの検討」1989 年電子情報通信学会春季全国大会講演論 文集 分冊１ Ｐ．１−408 川村信一、神竹孝至、水谷博之「ＩＣ カードを用いた取引証明法」情報処理学 会研究報告、Ｖｏｌ．86，Ｎｏ．51, ｐ．30．８．１〜30．８．８ (58)調査した分野(Int.Cl.6，ＤＢ名) H04L 9/00 - 9/38 G09C 1/00 - 5/00 ＪＩＣＳＴファイル（ＪＯＩＳ)
Claims (2)
- 【請求項１】少なくともデータの送信を行う第１の機器
と、この第１の機器からデータを受信する第２の機器と
を備え、前記第１の機器は、ｎビットの平文を入力して
ｎビットの暗文を出力する暗号化手段と、第１のレジス
タと、第２のレジスタと、第１の排他的論理和演算手段
と第２の排他的論理和演算手段とを有し、前記第２の機
器は、前記暗号化手段と対をなす復号化手段と、第３の
レジスタと、第４のレジスタと、第３の排他的論理和演
算手段と、第４の排他的論理和演算手段と、比較手段と
を有し、前記第１の排他的論理和演算手段は、平文ブロ
ックをｎビットごとに分割した複数個のｎビットデータ
のうちの一つと前記第１のレジスタの内容に排他的論理
和演算を施して前記暗号化手段に出力し、前記暗号化手
段は、前記第１の排他的論理和演算手段からの出力に秘
密の演算を施して前記第２の排他的論理和演算手段に出
力し、前記第２の排他的論理和演算手段は、前記暗号化
手段からの出力と前記第２のレジスタの内容に排他的論
理和演算を施して前記第３の排他的論理和演算手段に出
力し、前記第３の排他的論理和演算手段は、前記第２の
排他的論理和演算手段からの出力と前記第３のレジスタ
の内容に排他的論理和演算を施して前記復号化手段に出
力し、前記復号化手段は、前記第３の排他的論理和演算
手段からの出力に秘密の演算を施して前記第４の排他的
論理和演算手段に出力し、前記第４の排他的論理和演算
手段は、前記復号化手段からの出力と前記第４のレジス
タの内容に排他的論理和演算を施し、かつ、前記第1,第
2,第3,第４のレジスタには、それぞれ前記暗号化手段の
前記出力、前記ｎビットデータ、前記第４の排他的論理
和演算手段の前記出力、前記第３の排他的論理和演算手
段の前記出力、またはそれぞれ前記暗号化手段の前記出
力、前記第１の排他的論理和演算手段の前記出力、前記
復号化手段の前記出力、前記第３の排他的論理和演算手
段の前記出力、またはそれぞれ前記第２の排他的論理和
演算手段の前記出力、前記第１の排他的論理和演算手段
の前記出力、前記復号化手段の前記出力、前記第３の排
他的論理和演算手段への入力、またはそれぞれ前記第２
の排他的論理和演算手段の前記出力、前記ｎビットデー
タ、前記第４の排他的論理和演算手段の前記出力、前記
第３の排他的論理和演算手段への前記入力が格納され、
さらに、前記比較手段は、前記第４の排他的論理和演算
手段の出力と、前記第１の機器および前記第２の機器が
共通に保持している基準値とを比較することを特徴とす
る暗号化処理方法。 - 【請求項２】請求項１記載の暗号化処理方法を用いたIC
カード装置。
Priority Applications (6)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP63196542A JP2762470B2 (ja) | 1988-08-05 | 1988-08-05 | 暗号化処理方法およびその方法を用いたｉｃカード装置 |
| DE68922847T DE68922847T2 (de) | 1988-07-13 | 1989-07-13 | Übertragungsvorrichtung. |
| PCT/JP1989/000706 WO1990000781A1 (en) | 1988-07-13 | 1989-07-13 | Communication equipment |
| EP89908247A EP0403656B1 (en) | 1988-07-13 | 1989-07-13 | Communication equipment |
| KR1019900700534A KR940000297B1 (ko) | 1988-07-13 | 1989-07-13 | 통신기기 |
| US07/465,210 US5109152A (en) | 1988-07-13 | 1989-07-13 | Communication apparatus |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP63196542A JP2762470B2 (ja) | 1988-08-05 | 1988-08-05 | 暗号化処理方法およびその方法を用いたｉｃカード装置 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH0244390A JPH0244390A (ja) | 1990-02-14 |
| JP2762470B2 true JP2762470B2 (ja) | 1998-06-04 |
Family
ID=16359472
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP63196542A Expired - Fee Related JP2762470B2 (ja) | 1988-07-13 | 1988-08-05 | 暗号化処理方法およびその方法を用いたｉｃカード装置 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP2762470B2 (ja) |
Families Citing this family (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| CN1157020C (zh) * | 1997-04-23 | 2004-07-07 | 松下电器产业株式会社 | 提高了安全性的密码处理装置 |
-
1988
- 1988-08-05 JP JP63196542A patent/JP2762470B2/ja not_active Expired - Fee Related
Non-Patent Citations (2)
| Title |
|---|
| 川村信一、神竹孝至、水谷博之「ＩＣカードを用いた取引証明法」情報処理学会研究報告、Ｖｏｌ．８６，Ｎｏ．５１，ｐ．３０．８．１〜３０．８．８ |
| 高木伸哉、伊藤守「ＩＣカードを用いたセキュリティメカニズムの検討」１９８９年電子情報通信学会春季全国大会講演論文集 分冊１ Ｐ．１−４０８ |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPH0244390A (ja) | 1990-02-14 |
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Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| LAPS | Cancellation because of no payment of annual fees |