JP2825064B2 - 暗号化装置 - Google Patents

暗号化装置

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Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は自動車用盗難防止装置の
ＩＤコードを暗号化して伝送するための暗号化装置に関
するものである。
【０００２】
【従来の技術】自動車のドアロックの施錠・解除を、そ
の都度キーをキーシリンダに差し込まずに遠隔操作で行
えるようにしたキーレスエントリーシステムがある。す
なわち、手元のトランスミッタから微弱電波のＩＤコー
ドを送信し、車両のアンテナで受信し、ＥＣＵ（Elctro
nic Contorl Unit）レシーバでＩＤコードを識別してド
アロック／アンロックアクチュエータを作動させてい
る。トランスミッタは、ＩＤコード記憶回路、変調回路
をワンチップに小型化され、キープレートがアンテナと
なる自動車のキーに一体に組み込まれる。なお、キーに
はさらに電池が組み込まれ、送信スイッチが１回押され
るごとに送信が行われ、レシーバ側では受信のたびに交
互のロック、アンロックと判断している。
【０００３】
【発明が解決しようとする課題】このキーレスエントリ
ーシステムで使用されるＩＤコードの信号は空中伝搬で
あるため、ＩＤコード信号をモニターすれば、自動車の
ＩＤコードはすぐにモニター者にわかり、自動車の盗難
は可能になる。また、自動車の盗難者は、ＩＤコード番
号は知らなくても、盗難防止装置が解除される信号がわ
かれば盗難は達成できるので、ＩＤコードの暗号化信号
は送信毎に変わらなければ盗難防止の効果は得られな
い。
【０００４】盗難防止のため、毎回コード信号が変わる
ローリングコードをＩＤコードに付加することが必要と
なる。しかし、ローリングコードを使用した場合、次に
送信されるコード信号が容易に予測されると盗難防止の
効果がない。なお、ローリングコードの数はローリング
コードに使用するビット数で決まり、例えば４ビットロ
ーリングコードの場合、ローリングコードは１６個であ
る。つまり、１６回コード信号を送信すれば、そのうち
１回はモニターにより必ず盗難が可能になる。ローリン
グコードの数は、多いほど盗難防止の効果は向上する。
コード信号をスクランブルする方法には、暗号化があ
る。従来の暗号化の方法で、暗号化の強い暗号には乱数
を用いた非線形暗号化方式がある。乱数を用いる暗号方
式は、乱数を記憶したメモリや乱数発生のためのメモリ
が、送信部であるトランスミッタと受信部であるレシー
バにそれぞれ大容量必要である。自動車の盗難防止装置
のコード信号を暗号化する場合、ローリングコード数と
同じ数の乱数を用意する必要があり、盗難防止に効果の
ある数（６４ビット以上）の乱数を保管できるメモリは
大容量になるので、このメモリを自動車のキーなどに取
り付けることは外形の大きさから大きな問題となる。ま
た、周知の線形合同法やＭ系列の原始多項式など数式を
元にした乱数をそのまま暗号化に用いると暗号強度が弱
く次に送信される暗号コード信号の予測が可能になると
いう問題がある。
【０００５】したがって、本発明は、上記問題に鑑み、
乱数保管のための大容量のメモリを必要とせずに、ＩＤ
コード信号は送信毎に変わり、送信したＩＤコード信号
から次に送られるＩＤコード信号が容易に予測されない
ＩＤコード信号を伝送して車両用盗難防止ができる暗号
化装置を提供することを目的とする。
【０００６】
【課題を解決するための手段】本発明は、前記問題点を
解決するために、次の構成を有する暗号化装置を提供す
る。すなわち、自動車用盗難防止装置のＩＤコードを送
信、受信するキーレスエントリーシステムに、ＩＤコー
ドを暗号化したコード信号を送信するために、ＩＤコー
ドと送信毎にコード信号を変えるローリングコードとを
幾つかのブロックに分け、暗号化演算の繰り返し数を演
算過程で決定し、置換、排他的論理和のようなビット演
算と疑似乱数を繰り返し演算する送信部と、前記コード
信号を受信して復号化するために、前記送信部と逆の演
算を行う受信部とが設けられる。
【０００７】また、前記送信部及び前記受信部の暗号化
演算として、疑似乱数化を線形合同法の漸化式又はＭ系
列の原始多項式のような演算により実行する。また、前
記ローリングコードに基づいて、暗号コードを送信毎に
変えることができる。また、暗号信号の伝送が、電波、
赤外線のような無線でも有線でもできる。
【０００８】
【作用】本発明の暗号化装置によれば、前記送信部で
は、ＩＤコードと送信毎にコード信号を変えるローリン
グコードとを幾つかのブロックに分け、暗号化演算の繰
り返し数を演算過程で決定し、置換、排他的論理和のよ
うなビット演算と疑似乱数を繰り返し演算するように
し、受信部では、前記送信部と逆の演算を行うようにし
たことにより、送信毎に暗号信号が変わり、次回に送信
される暗号信号を予測することが困難であり、盗難防止
に大きな効果を得ることだけでなく、自動車のキーの小
型を維持することが可能である。このため、従来のよう
に乱数保管のための大容量のメモリを必要としない。前
記送信部及び前記受信部の暗号化演算として、疑似乱数
化を線形合同法の漸化式又はＭ系列の原始多項式のよう
な演算により実行することにより、簡単に実現可能であ
る。前記ローリングコードに基づいて、暗号コードを送
信毎に変えることができることにより、暗号コードの予
測を困難にしている。暗号信号の伝送が、電波、赤外線
のような無線でも有線でもできることにより汎用性が高
まる。
【０００９】
【実施例】以下本発明の実施例について図面を参照して
説明する。図１は本発明の実施例に係る暗号化装置を示
す図である。本図に示すように、暗号化装置は送信部１
と受信部２からなる。送信部１は、ＩＤコードを保管し
ておくメモリ部１１と、メモリ１１部に記憶されるＩＤ
コードの出力を暗号化するマイクロプロセッサ部１２
と、暗号化されたＩＤコード信号を変調して送信する送
信器１３とからなる。受信部２は、送信部１からの送信
信号を受信し復調する受信機２２と、受信機２２で復調
された信号をＩＤコード信号に復号化するためのマイク
ロプロセッサ２１からなる。
【００１０】ここに、マイクロプロセッサ部１２は、Ｉ
Ｄコードとローリングコードとを数ブロックに分け、ブ
ロック毎の置換、シフト、排他的論理和のビット演算と
ブロック毎になされる疑似乱数化を繰り返し、暗号化を
行うものである。疑似乱数化の繰り返し数を演算途中の
数値より決定することにより解読困難な暗号信号とな
り、伝送暗号信号は乱数となるので、次回に送信される
コード信号の予測も困難になる。疑似乱数化を演算で行
っているため、暗号化と復号化は、簡単な論理回路又は
マイクロプロセッサ１個で実現できるので、自動車のキ
ーに取り付けられるコンパクトな構成になる。
【００１１】図２は使用されるコード信号例を示す図で
ある。本図に示すように、ＩＤコードとして３２ビッ
ト、ローリングコードとして６４ビットが使用される。
図３は図１の暗号化装置の動作を説明する図である。ス
テップＳ１において、送信部１の送信ボタン（図示しな
い）を押すると、暗号化装置は送信スイッチをＯＮにす
る。
【００１２】ステップＳ２において、暗号化装置はマイ
クロプロセッサ１２でＩＤコードを暗号化する。図２に
示すように、ローリングコードは送信毎に変わるもの
で、送信毎に１加える（今回送信のローリングコードが
６４ビットで１１１１１１１１１１１１１１１１（Ｈ）
ならば次回送信は１１１１１１１１１１１１１１１２
（Ｈ）方法や、Ｍ系列の原始多項式を用いた演算で送信
毎に変える（今回送信のローリングコードが１１１１１
１１１１１１１１１１１（Ｈ）ならば次回送信は２２２
２２２２２２２２２２２２３（Ｈ）方法など数式を元に
した方法があり、送信暗号信号も送信毎に変わる。
【００１３】ステップＳ３において、送信機１３により
暗号化信号を変調して送信する。ステップＳ４におい
て、送信信号を受信機２２が受信し復調する。ステップ
Ｓ５において、マイクロプロセッサ２１で復調信号を復
号化してＩＤコードを盗難防止装置（図示しない）に送
信する。ステップＳ６において、ＩＤコードの判定を行
う。
【００１４】図４、５はマイクロプロセッサ１２による
暗号化の手順を詳細に説明するフローチャートである
（その１、２）。はじめに、ローリングコードをＸ、Ｉ
ＤコードをＹとし、図２に示すように、Ｘは６４ビッ
ト、Ｙは３２ビットとする。まず、図４について、ステ
ップＳ１１において、ローリングコードＸを上位ブロッ
クＸuと下位ブロックＸlの２つのブロックに分ける。
【００１５】ステップＳ１２、１３において、ＸuとＸl
をそれぞれ記憶する。ステップＳ１４において、図５に
示すステップＳ３１〜Ｓ３９のＩＤコード結合部の処理
を行い、ＸlからＺmnを得る。ステップＳ１５、１６に
おいて、ローリングコードの上位ブロックＸuを３２ビ
ットのＭ系列の原始多項式を用いてｎ回乱数化しＸunを
求め記憶する。
【００１６】ステップＳ１７において、Ｘunは次の演算
の下位ブロックとして記憶する（Ｘl＝Ｘun）。ステッ
プＳ１８において、ステップＳ１４の結果Ｚmnとステッ
プＳ１５、Ｓ１６の結果Ｘunの排他的論理和を計算す
る。ステップＳ１９において、上記計算結果を次の上位
ブロックとして記憶する（Ｘu＝Ｚmn＾Ｘun）。
【００１７】ステップＳ２０において、ステップＳ１
２、Ｓ１３の戻り、上記ステップＳ１１からステップＳ
１９までの演算をｎ回繰り返し、この結果をＸnとして
記憶する。ステップＳ２１、ステップＳ２２おいて、繰
り返し演算数ｎ1を求める。ステップＳ２３において、
この結果をｎ1＝Ｘn％ｃ＋ｄとして記憶する。
【００１８】ステップＳ２４において、Ｘnについて、
Ｘnとｎを表現できる原始多項式（例えばｎが４ビット
の時は６８ビットの原始多項式）を用いて乱数化すると
暗号コードＴを得る。Ｔとｎ1を暗号化コード信号とし
て送信する。次に、図５について、ステップＳ３１にお
いて、ＩＤコードをＹとして一時記憶する。
【００１９】ステップＳ３２において、ローリングコー
ドの下位ブロックＸlとＩＤコードＹの排他的論理和を
計算する（Ｚ＝Ｘ＾Ｙ）。ステップＳ３３において、上
記計算結果Ｚを基に３２ビットのＭ系列の原始多項式を
用いて乱数化（Ｚm）する。ステップＳ３４において、
上記乱数化の結果Ｚmを定数ａで割り算し、その余りに
定数ｂを加えたものをｎとして繰り返し回数を決める
（ｎ＝Ｚm％ａ＋ｂ）。
【００２０】ステップＳ３５、Ｓ３６において、乱数化
の結果としてのＺmを上位ブロックＺmuと下位ブロック
Ｚmlとに分割する。ステップＳ３７、Ｓ３８において、
上記上位ブロックＺmuと下位ブロックＺmlとを置換し、
１回目のＺm1を記憶する。この乱数化と置換をｎ回繰り
返したＺmnを記憶する。
【００２１】ステップＳ３９において、乱数化と置換を
ｎ回繰り返すために、ステップＳ３７及びＳ３８の置換
結果をｎ回だけステップＳ３３に戻す。ここで、Ｍ系列
の乱数化は以下に説明する。 ａ）原始多項式で表されるビットの排他的論理和を計算
する。 ｂ）元の数を左へ１ビットシフトし、ａ）の結果を最下
位ビット位置に入れる。例えば３２ビットの疑似乱数化
の場合、原始多項式はＸ32＋Ｘ7＋Ｘ5＋Ｘ3＋Ｘ2＋Ｘ1
＋Ｘ0で表される。最上位ビットを第３２ビット、最下
位ビットを第１ビットとすると、第３２ビットと第７ビ
ットと第５ビットと第３ビットと第２ビットと第１ビッ
トの排他的論理和を演算する。元の３２ビットの数を左
へ１ビットシフトして、演算結果を第１ビットへ代入す
る。
【００２２】次に、復号化の演算を説明する。これは暗
号化演算を逆に行うことにより、以下のように、実現で
きる。図６、７はマイクロプロセッサ２１による復号化
の手順を詳細に説明するフローチャートである（その
１、２）。まず、図６について、ステップＳ４１におい
て、送信された暗号コード信号Ｔを記憶する。
【００２３】ステップＳ４２、Ｓ４３において、暗号コ
ード信号Ｔとｎ1より６８ビットのＭ系列の原始多項式
を用いて元の数を算出し繰り返し数ｎとＸnを得る。ス
テップＳ４４、Ｓ４５において、上記Ｘnを上位ブロッ
クＸunと下位ブロックＸulの２つに分けて記憶する。ス
テップＳ４６において、上位ブロックＸunと下位ブロッ
クＸulの排他的論理和を計算し、Ｚmnを得る（Ｚmn＝Ｘ
un＾Ｘul）。
【００２４】ステップＳ４７、Ｓ４８において、下位ブ
ロックＸulを３２ビットのＭ系列の原始多項式を用いて
元の数を算出する演算をｎ回繰り返しＸuを得る。ステ
ップＳ４９において、上記Ｘuを記憶する。ステップＳ
５０において、図７に示すステップＳ６１〜Ｓ６８のＩ
Ｄコード結合部の処理を行い、ＺmnからＸlを得る。
【００２５】ステップＳ５１において、Ｘlを記憶す
る。ステップＳ５２において、ステップＳ４４、Ｓ４５
に戻り、上記演算をｎ回繰り返させる。ステップＳ５３
において、ローリングコードＸを得る。受信部２では前
回のローリングコードを記憶しておき、今回受信のロー
リングコードが正当なものかどうかを判断する。
【００２６】図７について、ステップＳ６１、６２にお
いて、Ｚmnの上位ブロックＺmnlと下位ブロックＺmnuに
分ける。ステップＳ６３、６４において、ＺmnlとＺmnu
とを置換しＺmnを得る。ステップＳ６５において、Ｚmn
を３２ビットのＭ系列の原始多項式を用いて元の数Ｚを
算出し、乱数化を行う。
【００２７】ステップＳ６６において、ステップＳ６
１、６２に戻り、前記置換と暗号化をする演算をｎ回繰
り返しＺを得る。ステップＳ６７において、ＩＤコード
Ｙを記憶する。ステップＳ６８において、ＺとＩＤコー
ドＹとの排他的論理和を演算してＸlを得る。
【００２８】ここで、Ｍ系列の原始多項式を用いて元の
数Ｚを算出する演算は以下のように行う。 ａ）最上位ビットを除く原始多項式で表されるビット位
置より１ビット上位にある数全てについて排他的論理和
を計算する。 ｂ）元の数を１ビット右へシフトし、ａ）の結果を最上
位ビットへ入れる。例えば、３２ビットの場合、第３２
ビットと第７ビットと第５ビットと第３ビットと第２ビ
ットと第１ビットの排他的論理和を演算し、その結果を
右にシフトインする。
【００２９】また、線形合同法を用いた疑似乱数化で
は、漸化式Ｉｊ＋ｌ＝ａＩｊ＋ｃ（ｍｏｄ ｍ）を用い
るため、掛け算と足し算の組み合わせて疑似乱数化はで
きる。復合化の逆乱数化を定数ｃを引いてａ逆数を掛け
ればよい。以上の説明では暗号化されたＩＤコードの伝
送は電波を前提として、これに限られず、赤外線などの
無線でもよく、また有線でもよい。このため、車両への
応用に限定されず、種々のキーレスエントリーシステム
への汎用性を増すことが可能になる。
【００３０】
【発明の効果】以上説明したように 本発明の暗号化装
置によれば、送信部では、ＩＤコードと送信毎にコード
信号を変えるローリングコードを幾つかのブロックに分
け、暗号化演算の繰り返し数を演算過程で決定し、置
換、排他的論理和のようなビット演算と疑似乱数を繰り
返し演算するように、受信部では、送信部と逆の演算を
行うようにしたので、送信毎に暗号信号が変わり、次回
に送信される暗号信号を予測することが困難であり、盗
難防止に大きな効果を得ることだけでなく、自動車のキ
ーの小型を維持することが可能である。このため、従来
のように乱数保管のための大容量のメモリを必要としな
い。送信部及び受信部の暗号化演算として、疑似乱数化
を線形合同法の漸化式又はＭ系列の原始多項式のような
演算により実行するので、簡単に実現可能である。ロー
リングコードに基づいて、暗号コードを送信毎に変える
ことができるので、暗号コードの予測を困難にする。暗
号信号の伝送が、電波、赤外線のような無線でも有線で
もできるので、より汎用性が高まる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明の実施例に係る暗号化装置を示す図であ
る。
【図２】使用されるコード信号例を示す図である。
【図３】図１の暗号化装置の動作を説明する図である。
【図４】マイクロプロセッサ１２による暗号化の手順を
詳細に説明するフローチャートである（その１）。
【図５】マイクロプロセッサ１２による暗号化の手順を
詳細に説明するフローチャートである（その２）。
【図６】マイクロプロセッサ２１による復号化の手順を
詳細に説明するフローチャートである（その１）。
【図７】マイクロプロセッサ２１による復号化の手順を
詳細に説明するフローチャートである（その２）。
【符号の説明】
１…送信部 ２…受信部 １１…ＩＤコードとローリングコード保管メモリ １２…暗号化演算用のマイクロプロセッサ １３…暗号化ＩＤコードの送信器 ２１…復号化演算マイクロプロセッサ ２２…暗号化ＩＤコード受信機
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (58)調査した分野(Int.Cl.6，ＤＢ名) E05B 49/00

Claims (4)

    (57)【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 自動車用盗難防止装置のＩＤコードを送
    信、受信するキーレスエントリーシステムにおいて、 ＩＤコードを暗号化したコード信号を送信するために、
    ＩＤコードと送信毎にコード信号を変えるローリングコ
    ードとを幾つかのブロックに分け、暗号化演算の繰り返
    し数を演算過程で決定し、置換、排他的論理和のような
    ビット演算と疑似乱数を繰り返し演算する送信部と、 前記コード信号を受信して復号化するために、前記送信
    部と逆の演算を行う受信部とを備えたことを特徴とする
    暗号化装置。
  2. 【請求項２】 前記送信部及び前記受信部の暗号化演算
    として、疑似乱数化を線形合同法の漸化式又はＭ系列の
    原始多項式のような演算により実行することを特徴とす
    る、請求項１に記載の暗号化装置。
  3. 【請求項３】 前記ローリングコードに基づいて、暗号
    コードを送信毎に変えることができることを特徴とす
    る、請求項１に記載の暗号化装置。
  4. 【請求項４】 暗号信号の伝送が、電波、赤外線のよう
    な無線でも有線でもできることを特徴とする、請求項１
    に記載の暗号化装置。
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