JP2983533B1

JP2983533B1 - ハッシュ関数方式

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Publication number: JP2983533B1
Application number: JP10292801A
Authority: JP
Inventors: 井上　　徹
Original assignee: KODO IDO TSUSHIN SEKYURITEI GIJUTSU KENKYUSHO KK
Current assignee: KODO IDO TSUSHIN SEKYURITEI GIJUTSU KENKYUSHO KK
Priority date: 1998-10-01
Filing date: 1998-10-01
Publication date: 1999-11-29
Anticipated expiration: 2018-10-01
Also published as: JP2000112353A

Abstract

【要約】【課題】ハッシュ関数器に入力する圧縮対象データを
変換する誤り訂正符号化手段における演算を簡単にす
る。【解決手段】（２ｋ−ｎ）個のｍビットブロックのメ
ッセージと、１ステップ遅延したｎ個のｍビットブロッ
クのハッシュ値を入力する。ＢＣＨ符号などの（ｎ，
ｋ）２元符号器で、２ｍ個のｎビット２元誤り訂正符号
語に符号化する。２ｍ個のｎビット２元誤り訂正符号語
を２ｎ個のｍビットブロックにする。ｎ個の多重デービ
ス−マイヤのハッシュ関数器を使って、ｎ個のｍビット
ブロックのハッシュ値を出力する。任意の複数個のｍビ
ットブロックからなるメッセージを、ｍビットブロック
暗号を用いて圧縮して、多重に連接したｎｍビットのハ
ッシュ値が得られる。２元符号を用いるので、拡大ガロ
ア体の演算が不要になり、ハッシュ演算が簡単になる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、ハッシュ関数方式
に関し、特に、暗号通信システムにおいてメッセージを
圧縮関数で圧縮して署名するためのハッシュ関数方式に
関する。

【０００２】

【従来の技術】文書を暗号化して送信する場合に、文書
が改ざんされたものでない真正なものであることを証明
する必要がある。そのために、文書にデジタル署名を付
加することが行われている。しかし、もとの文書に直接
デジタル署名を付加するとデータ長が長くなり過ぎるた
めに、文書を圧縮してからデジタル署名を付加する。任
意の長さの文書を、ある決められた長さに圧縮するため
に、暗号化手段を利用したハッシュ(hash)関数が用いら
れる。その一例は、ＤＳＳ(Digital Signature Standar
d)を使って署名をするものである。任意の長さの文書
を、ハッシュ関数を使って、例えば一旦160ビットのブ
ロックのハッシュ値に変換する。この160ビットのブロ
ックに署名を施す。例えば、160ビットのハッシュ値に
対して320ビットの署名を付加する。

【０００３】ハッシュ関数は衝突のないように工夫する
必要がある。衝突とは、ｘ'≠ｘの場合にｈ(ｘ)＝ｈ
(ｘ')となることである。衝突に対するハッシュ関数の
耐性の定義には、弱い衝突耐性と強い衝突耐性の２つが
ある。弱い耐性(weak collisonresist)とは、プレイメ
ージ耐性（pre-image resistance）またはセカンドプレ
イメージ耐性（２nd-preimage resistance）と呼ばれる
ものである。いかなる特定のｘに対しても、ｈ(ｘ)＝ｈ
(ｘ')となるいかなるｘ'(≠ｘ)をも見つけることがどの
程度困難かということである。つまり、文書ｘとそのハ
ッシュ値ｈ(ｘ)があったとき、同じハッシュ値ｈ(ｘ)に
なる別の文書ｘ'を見つけることが、いかなる文書ｘに
対しても困難であり、平均Ｎ回の試行を必要とすれば、
そのハッシュ関数ｈのプレイメージ耐性はＮであるとい
う。

【０００４】強い耐性（strong collision resist）と
は、衝突耐性（collison resistance）またはバースデ
ーアタックに対する耐性と呼ばれるものである。ｈ
（ｘ）＝ｈ（ｘ'）となるいかなる入力ペア（ｘ，ｘ'；
ｘ'≠ｘ）をも見つけることがどの程度困難かというこ
とである。つまり、ハッシュ値が同じになる異なる文書
の組を見つけるために、平均Ｎ回の試行を必要とするな
らば、そのハッシュ関数のバースデーアタックに対する
耐性はＮであるという。単に衝突耐性というときは、こ
の強い耐性の方を意味する。

【０００５】ここで、従来のハッシュ関数の例を説明す
る。図２に、ｍビットブロック暗号を用いたハッシュ関
数を示す。12はブロック暗号化手段である。これは、デ
ービス−マイヤ(Davies-Meyer)の方法を利用したハッシ
ュ関数である。Ｅ_k(・)をｍビット暗号の暗号アルゴリ
ズムとし、そのｍビット鍵をＫとする。Ｅ_k(・)で実現
されるハッシュ関数ｈを、Davies-Meyer関数と呼ぶ。ｈ
に対する衝突を見つけるには、安全なブロック暗号を用
いている限り、ｍビットブロックの約２^m/2回の暗号化
が必要である。また、ｈに対するプレイメージを見つけ
るには、約２^m回の暗号化が必要である。

【０００６】メッセージＭ_i、ハッシュ値Ｈ_i、および１
ステップ前のハッシュ値Ｈ_i-1の間には、Ｈ_i＝ｈ（Ｍ_i，Ｈ_i-1）＝Ｅ_Mi（Ｈ_i-1）＋Ｈ_i-1 という関係が成り立つ。ここで、［＋］は法２加算であ
る。

【０００７】図３は、デービス−マイヤのハッシュ関数
を複数個並列に並べた多重デービス−マイヤ（multiple
Davies-Meyer）のハッシュ関数である。多重デービス
−マイヤ法において、つぎのことを定義する。Ｅ_K(・)
を、ｔ＞０なるｔ×ｍビット鍵Ｋを使うｍビットブロッ
ク暗号とする。ｈ₁，ｈ₂，…，ｈ_nを、鍵を互いに異な
る値を取ることにより、互いに異なるデービス−マイヤ
関数であるとする。多重デービス−マイヤ関数へは、ｒ
個のｍビットメッセージ入力をアフィン変換して、ｎ個
のペアー（Ｘ_i，Ｙ_i）へ写像してから入力する。出力
は、ｈ₁，ｈ₂，…，ｈ_nの連接となる。衝突またはプレ
イメージアタックにおいて、（Ｘ_i，Ｙ_i）を形成する入
力ブロックが元のデータと異なるなら、ｈ（Ｘ_i，Ｙ_i）
はactiveであるという。また、関数ｈ_iの変数パラメー
タ（Ｘ_i，Ｙ_i）が変わっても、関数ｈ_jの変数パラメー
タ（Ｘ_j，Ｙ_j）は変わらないような関数を、独立に攻撃
可能な関数であるという。

【０００８】仮定Ａとして、つぎのことを仮定する。多
重デービス−マイヤの圧縮関数に対する衝突あるいはプ
レイメージが見つかったとする。Ｎをactiveな関数の数
とし、（Ｎ−ｖ）を、Ｎ個の関数のうちの独立に攻撃可
能な最大数とする。この場合に衝突あるいはプレイメー
ジを見つけるためには、平均２^vm/2、あるいは２^vm回の
暗号化がそれぞれ必要である。

【０００９】ここで従来例として、Ｋ＆Ｐ(L.Knudsen a
nd B.Preneel)による誤り訂正符号を用いた構成法を説
明する。図４は、Ｋ＆Ｐの圧縮関数の構成図である。１
は、多重デービス−マイヤのハッシュ関数器である。３
は、ハッシュ関数器１の出力ハッシュ値を１ステップ遅
延させるメモリーである。５は、各部を制御する制御回
路である。13は、（ｎ，ｋ）ブロック符号器である。14
は、符号器13の出力データを、２ｎ個のｍビットブロッ
クに編集するメモリーなどからなる編集器である。長さ
ｎ、情報シンボル数ｋ、最小距離ｄ、（ｔ＋１）ｋ＞
ｎ、但し、ｔ≧１、且つ、ｍ＞＞log₂ｎなるＧＦ（２
^t+1）上の（ｎ，ｋ，ｄ）符号で入力ブロックを符号化
したとする。すると、仮定Ａが成り立つ限り、圧縮関数
に対する衝突を見つけることは、平均２^(d-1)m/2回の暗
号化が必要である。あるいは、プレイメージを見つける
には、平均２^(d-1)m回の暗号化が必要である。このこと
が、文献L.Knudsen and B.Preneel“Fast and Secure H
ashing Based on Codes" Crypto'97, LNCS1294、 pp.48
5-498, 1997.に明らかにされている。このハッシュ関数
は、ｎ・ｍビットの内部メモリーが必要であり、ハッシ
ュ率は、（ｔ＋１）（ｋ／ｎ）−１である。なお、ｍビ
ットブロック暗号に基くハッシュ関数のハッシュ率（ha
sh rate）とは、１回の暗号化または復号化で処理され
るｍビットメッセージブロック数のハッシュ値のブロッ
ク数に対する比率で定義される。

【００１０】次に、ＧＦ（２²）上の（８，５，３）Ham
ming符号を使った構成例を示す。

【００１１】生成マトリクスＧは、

【数１】

【００１２】ここで、０＝［００］，１＝［０１］，α
＝［１０］，β＝α＋１＝［１１］である。鎖連値（ch
aining value）の順序は、Ｈ_i-1 ¹，Ｍ_i ¹，Ｈ_i-1 ³，Ｈ
_i-1 ⁴，Ｈ_i-1 ⁵，Ｈ_i-1 ⁶，Ｈ_i-1 ⁷，Ｈ_i-1 ⁸，Ｈ_i-1 ²，Ｍ_i ²
で、以下のように選ばれる。Ｈ_i ¹＝ｆ₁（Ｈ_i-1 ¹，Ｍ_i ¹）Ｈ_i ²＝ｆ₂（Ｈ_i-1 ³，Ｈ_i-1 ⁴）Ｈ_i ³＝ｆ₃（Ｈ_i-1 ⁵，Ｈ_i-1 ⁶）Ｈ_i ⁴＝ｆ₄（Ｈ_i-1 ⁷，Ｈ_i-1 ⁸）Ｈ_i ⁵＝ｆ₅（Ｈ_i-1 ²，Ｍ_i ²）Ｈ_i ⁶＝ｆ₆（Ｈ_i-1 ³＋Ｈ_i-1 ⁵＋Ｈ_i-1 ⁷＋Ｈ_i-1 ²，Ｈ_i-1 ⁴
＋Ｈ_i-1 ⁶＋Ｈ_i-1 ⁸＋Ｍ_i ²）Ｈ_i ⁷＝ｆ₇（Ｈ_i-1 ¹＋Ｈ_i-1 ²，Ｍ_i ¹＋Ｍ_i ²）Ｈ_i ⁸＝ｆ₈（Ｈ_i-1 ¹＋Ｈ_i-1 ³＋Ｈ_i-1 ⁴＋Ｈ_i-1 ⁶＋
Ｈ_i-1 ⁷，Ｍ_i ¹＋Ｈ_i-1 ³＋Ｈ_i-1 ⁵＋Ｈ_i-1 ⁶＋Ｈ_i-1 ⁸）

【００１３】ここで、［＋］は法２加算である。Ｈ_i ⁸を
得るために、ｆ₈への入力を求めるには拡大ガロア体の
演算が必要である。拡大ガロア体の演算は具体的には次
のように行う。ＧＦ（２²）上の既約多項式は（Ｘ²＋Ｘ
＋１）だから、その根をαとすると、α²＝α＋１とな
る。ｆ₈への入力を多項式表現すると、次のようにな
る。（Ｈ_i-1 ¹α＋Ｍ_i ¹）・１＋（Ｈ_i-1 ³α＋Ｈ_i-1 ⁴）・α ＋（Ｈ_i-1 ⁵α＋Ｈ_i-1 ⁶）・（α＋１）＋（Ｈ_i-1 ⁷α＋Ｈ_i-1 ⁸）・１＋（Ｈ_i-1 ²α＋Ｍ_i ²）・０＝Ｈ_i-1 ¹α＋Ｈ_i-1 ³（α＋１）＋Ｈ_i-1 ⁴α＋Ｈ_i-1 ⁵ ＋Ｈ_i-1 ⁶（α＋１）＋Ｈ_i-1 ⁷α＋Ｈ_i-1 ⁸＋Ｍ_i ¹ ＝（Ｈ_i-1 ¹＋Ｈ_i-1 ³＋Ｈ_i-1 ⁴＋Ｈ_i-1 ⁶＋Ｈ_i-1 ⁷）α ＋（Ｈ_i-1 ³＋Ｈ_i-1 ⁵＋Ｈ_i-1 ⁶＋Ｈ_i-1 ⁸＋Ｍ_i ¹）

【００１４】このように、誤り訂正符号を使うことによ
って、衝突耐性が２^m/2から２^mに改善され、あるいは、
プレイメージ耐性が２^mから２^2mに改善されるので、安
全なハッシュ関数を簡単に構成できる。

【００１５】

【発明が解決しようとする課題】しかし、上記従来の方
式では、ＢＣＨ符号などの２元符号を用いることができ
ないという問題があった。そのため、拡大ガロア体の演
算を実行するソフトウェアあるいはハードウェアが必要
であった。あるいは、Ｋ＆Ｐらがしているように、予め
計算してテーブルとしてメモリーに記憶しておく必要が
あった。

【００１６】本発明は、上記従来の問題を解決し、ＢＣ
Ｈ符号などの２元符号の利用を可能にして、より簡単に
ハッシュ値を計算できるようにすることを目的とする。

【００１７】

【課題を解決するための手段】上記の課題を解決するた
めに、本発明では、ハッシュ関数方式を、複数個のｍビ
ットブロックのメッセージと１ステップ遅延したｎ個の
ｍビットブロックのハッシュ値を入力して２ｍ個のｎビ
ット２元誤り訂正符号語に符号化する２元符号器と、２
ｍ個のｎビット２元誤り訂正符号語を２ｎ個のｍビット
ブロックにして入力しｎ個のｍビットブロックのハッシ
ュ値を出力する多重デービス−マイヤのハッシュ関数器
と、ハッシュ関数器から出力されたｎ個のｍビットブロ
ックのハッシュ値を１ステップ遅延させる遅延メモリー
とを備えた構成とした。

【００１８】このように構成したことにより、デビス−
マイヤの基本構成である２つのｍビット入力に対して拡
大ガロア体のシンボルエレメントを割り当てる必要がな
くなり、１つの入力に２元符号のｍ個の符号語を割り当
てて、２元符号を使って演算を簡単にすることができ
る。

【００１９】

【発明の実施の形態】本発明の請求項１記載の発明は、
複数個のｍビットブロックからなるメッセージをｍビッ
トブロック暗号を用いて圧縮して多重に連接したハッシ
ュ値を得るハッシュ関数方式において、複数個のｍビッ
トブロックのメッセージと１ステップ遅延したｎ個のｍ
ビットブロックのハッシュ値を入力して２ｍ個のｎビッ
ト２元誤り訂正符号語に符号化する２元符号器と、２ｍ
個のｎビット２元誤り訂正符号語を２ｎ個のｍビットブ
ロックにして入力しｎ個のｍビットブロックのハッシュ
値を出力する多重デービス−マイヤのハッシュ関数器
と、ハッシュ関数器から出力されたｎ個のｍビットブロ
ックのハッシュ値を１ステップ遅延させる遅延メモリー
とを具備するハッシュ関数方式であり、衝突を起こす割
合を減少せしめるという作用を有する。

【００２０】以下、本発明の実施の形態について、図１
を参照しながら詳細に説明する。

【００２１】（実施の形態）本発明の実施の形態は、（２ｋ−ｎ）個のｍビットブロ
ックのメッセージと１ステップ遅延したｎ個のｍビット
ブロックのハッシュ値を入力して、（ｎ，ｋ）２元符号
器で２ｍ個のｎビット２元誤り訂正符号語に符号化し、
２ｎ個のｍビットブロックを形成し、２ｎ個のｍビット
ブロックをｎ個の多重デービス−マイヤのハッシュ関数
器に入力して、ｎ個のｍビットブロックのハッシュ値を
出力するハッシュ関数方式である。

【００２２】図１は、本発明の実施の形態の２元符号を
使ったハッシュ関数方式を示す図である。図１におい
て、多重デービス−マイヤのハッシュ関数器１は、ｎ段
のデビス−マイヤのハッシュ関数器である。２元符号器
２は、ＢＣＨ符号などの（ｎ，ｋ，ｄ）２元符号を演算
する手段である。遅延メモリー３は、ハッシュ値を１ス
テップ遅延させるためのメモリーである。編集器４は、
ｍ個のｎビット符号語をｎ個のｍビットブロックに編集
するメモリーまたはワイヤードロジックである。制御回
路５は、各部を制御する制御手段である。

【００２３】符号長ｎ、情報記号数ｋ、最小距離ｄの
（ｎ，ｋ，ｄ）２元符号を利用する。デビス−マイヤの
ハッシュ関数器の段数をｎとする。ハッシュ関数器の入
力は２ｎブロックである。したがって、２元符号器の入
力は２ｋブロックとなる。処理時刻ｉには、前の時刻
（ｉ−１）のｎ個のハッシュ値を使わねばならないか
ら、メッセージブロックのため使われるブロック数ｒ
は、ｎ＋ｒ＝２ｋだから、ｒ＝（２ｋ―ｎ）となる。ハ
ッシュ率は（２ｋ―ｎ）／ｎとなる。

【００２４】本発明の実施の形態の２元符号を使ったハ
ッシュ関数方式は、２ｍ個のｎビット２元符号語から形
成した２つの符号語によって、ｍビットブロックのｎ個
のペアーを構成して、ハッシュ関数器に入力する点が、
Ｋ＆Ｐの構成法と異なる。説明の便宜上、（15，11，
３）Hamming符号を短縮した（14，10，３）Hamming符号
で説明する。

【００２５】パリティマトリクスは次のようになる。

【数２】

【００２６】原始多項式は（Ｘ⁴＋Ｘ＋１）である。Ｈ¹＝ｆ₁（Ｇ¹，Ｍ¹）Ｈ²＝ｆ₂（Ｇ³，Ｍ³）Ｈ³＝ｆ₃（Ｇ⁵，Ｍ⁵）Ｈ⁴＝ｆ₄（Ｇ⁷，Ｇ⁸）Ｈ⁵＝ｆ₅（Ｇ⁹，Ｇ¹⁰）Ｈ⁶＝ｆ₆（Ｇ¹¹，Ｇ¹²）Ｈ⁷＝ｆ₇（Ｇ¹³，Ｇ¹⁴）Ｈ⁸＝ｆ₈（Ｇ²，Ｍ²）Ｈ⁹＝ｆ₉（Ｇ⁴，Ｍ⁴）Ｈ¹⁰＝ｆ₁₀（Ｇ⁶，Ｍ⁶）Ｈ¹¹＝ｆ₁₁（ｒ_4L，ｒ_4R）Ｈ¹²＝ｆ₁₂（ｒ_3L，ｒ_3R）Ｈ¹³＝ｆ₁₃（ｒ_2L，ｒ_2R）Ｈ¹⁴＝ｆ₁₄（ｒ_1L，ｒ_1R）

【００２７】ここで、（ｒ_4L，ｒ_4R），（ｒ_3L，
ｒ_3R），（ｒ_2L，ｒ_2R），（ｒ_1L，ｒ_1R）は、Hamming
符号のチェックビットのブロックである。これらは次式
で与えられる。ｒ_4L＝Ｇ¹＋Ｇ³＋Ｇ⁵＋Ｇ⁹＋Ｇ¹³＋Ｇ² ｒ_3L＝Ｇ¹＋Ｇ³＋Ｇ⁵＋Ｇ⁷＋Ｇ¹¹＋Ｇ²＋Ｇ⁴ ｒ_2L＝Ｇ³＋Ｇ⁵＋Ｇ⁷＋Ｇ⁹＋Ｇ¹³＋Ｇ⁴＋Ｇ⁶ ｒ_1L＝Ｇ¹＋Ｇ³＋Ｇ⁷＋Ｇ¹¹＋Ｇ¹³＋Ｇ⁶ ｒ_4R＝Ｍ¹＋Ｍ³＋Ｍ⁵＋Ｇ¹⁰＋Ｇ¹⁴＋Ｍ² ｒ_3R＝Ｍ¹＋Ｍ³＋Ｍ⁵＋Ｇ⁸＋Ｇ¹²＋Ｍ²＋Ｍ⁴ ｒ_2R＝Ｍ³＋Ｍ⁵＋Ｇ⁸＋Ｇ¹⁰＋Ｇ¹⁴＋Ｍ⁴＋Ｍ⁶ ｒ_1R＝Ｍ¹＋Ｍ³＋Ｇ⁸＋Ｇ¹²＋Ｇ¹⁴＋Ｍ⁶ シンボルＧⁱ，Ｍⁱ，ｒ_iL，ｒ_iRは、ｍビットブロックを
表す。Ｇⁱはひとつ前の時刻のハッシュ値を表す。Ｍⁱは
メッセージブロックを表し、ｒ_iL，ｒ_iRは、Hamming符
号のチェックビットをそれぞれ表す。

【００２８】ここでは説明の便宜上Hamming符号で示し
たが、２重誤り訂正ＢＣＨ符号で考えると次のようにな
る。ＢＣＨ符号は、Hamming符号より最小距離を大きく
取れるので、より安全性の高いハッシュ関数を構成でき
る。（31，21，５）ＢＣＨ符号を（30，20，５）ＢＣＨ
符号に短縮する。するとｒ＝40―30＝10となる。ハッシ
ュ率は10／30＝１／３となる。

【００２９】２元符号を使った例と、従来のＫ＆Ｐらの
結果とを比較のため表１に示す。

【００３０】［表１］２元符号による方法と従来法との比較 −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−− field t code rate collision memory −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−− GF(2) 2 (25,15,5) 5/25=0.20 2^2m 25m GF(2) 2 (30,20,5) 10/30=0.333 2^2m 30m GF(2) 2 (62,54,5) 38/62=0.613 2^2m 62m GF(2²) 1 (5,3,3) 1/5=0.20 2^m 5m GF(2⁴) 1 (6,4,3) 1/4=0.25 2^m 6m GF(2²) 1 (8,5,3) 1/4=0.25 2^m 8m −−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−−− （Non-binaryの符号は、Ｋ＆Ｐらの結果による。）

【００３１】上記のように、本発明の実施の形態では、
ハッシュ関数方式を、（２ｋ−ｎ）個のｍビットブロッ
クのメッセージと１ステップ遅延したｎ個のｍビットブ
ロックのハッシュ値を入力して、（ｎ，ｋ）２元符号器
で２ｍ個のｎビット２元誤り訂正符号語に符号化し、２
ｎ個のｍビットブロックを形成し、２個のｍビットブロ
ックをｎ個の多重デービス−マイヤのハッシュ関数器に
入力して、ｎ個のｍビットブロックのハッシュ値を出力
する構成としたので、２元符号を使うことにより拡大ガ
ロア体の演算が不要になり、簡単な演算でより安全性の
高いハッシュ値を得ることができる。

【００３２】

【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
複数個のｍビットブロックからなるメッセージをｍビッ
トブロック暗号を用いて圧縮して多重に連接したハッシ
ュ値を得るハッシュ関数方式を、複数個のｍビットブロ
ックのメッセージと１ステップ遅延したｎ個のｍビット
ブロックのハッシュ値を入力して２ｍ個のｎビット２元
誤り訂正符号語に符号化する２元符号器と、２ｍ個のｎ
ビット２元誤り訂正符号語を２ｎ個のｍビットブロック
にして入力しｎ個のｍビットブロックのハッシュ値を出
力する多重デービス−マイヤのハッシュ関数器と、ハッ
シュ関数器から出力されたｎ個のｍビットブロックのハ
ッシュ値を１ステップ遅延させる遅延メモリーとを具備
する構成としたので、２元符号を使うことにより拡大ガ
ロア体の演算が不要になり、簡単な演算でより安全性の
高いハッシュ値を得ることができるという効果が得られ
る。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の実施の形態の２元符号を使ったハッシ
ュ関数方式の図、

【図２】従来のｍビットブロック暗号を用いたデービス
−マイヤのハッシュ関数器、

【図３】従来のｍビットブロック暗号を用いた多重デー
ビス−マイヤのハッシュ関数器、

【図４】従来のＫ＆Ｐによる誤り訂正符号を用いたハッ
シュ関数器である。

【符号の説明】

１多重デービス−マイヤのハッシュ関数器２２元符号器３遅延メモリー４編集器５制御回路６ワード 12 暗号化手段 13 ブロック符号器 14 編集器

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (56)参考文献Ｌ．Ｋｎｕｄｓｅｎ，Ｂ．Ｐｒｅｎｅｅｌ，“ＨａｓｈＦｕｎｃｔｉｏｎＢａｓｅｄｏｎＢｌｏｃｋＣｉｐｈｅｒｓａｎｄＱｕａｔｅｒｎａｒｙＣｏｄｅｓ，”ＬｅｃｔｕｒｅＮｏｔｅｓｉｎＣｏｍｐｕｔｅｒＳｃｉｅｎｃｅ，Ｖｏｌ．1163. （1996），ｐ．77−90 Ｌ．Ｋｎｕｄｓｅｎ，Ｂ．Ｐｒｅｎｅｅｌ，“ＦａｓｔａｎｄＳｅｃｕｒｅＨａｓｈｉｎｇＢａｓｅｄｏｎＣｏｄｅｓ，”ＬｅｃｔｕｒｅＮｏｔｅｓｉｎＣｏｍｐｕｔｅｒＳｃｉｅｎｃｅ，Ｖｏｌ．1294．（1997）, ｐ．485−498 井上徹“畳み込み符号を用いたハッシュ関数の一構成法”電子情報通信学会技術研究報告，Ｖｏｌ．98，Ｎｏ．512, （1999年１月20日），ｐ．１−６（ＩＴ 98−55) (58)調査した分野(Int.Cl.⁶，ＤＢ名) G09C 1/00 - 5/00 H04K 1/00 - 3/00 H04L 9/00 - 9/38 ＪＩＣＳＴファイル（ＪＯＩＳ) ＩＮＳＰＥＣ（ＤＩＡＬＯＧ)

Claims

(57)【特許請求の範囲】

【請求項１】複数個のｍビットブロックからなるメッ
セージをｍビットブロック暗号を用いて圧縮して多重に
連接したハッシュ値を得るハッシュ関数方式において、
複数個のｍビットブロックのメッセージと１ステップ遅
延したｎ個のｍビットブロックのハッシュ値を入力して
２ｍ個のｎビット２元誤り訂正符号語に符号化する２元
符号器と、２ｍ個のｎビット２元誤り訂正符号語を２ｎ
個のｍビットブロックにして入力しｎ個のｍビットブロ
ックのハッシュ値を出力する多重デービス−マイヤのハ
ッシュ関数器と、ハッシュ関数器から出力されたｎ個の
ｍビットブロックのハッシュ値を１ステップ遅延させる
遅延メモリーとを具備することを特徴とするハッシュ関
数方式。