JP3044565B2 - 暗号装置 - Google Patents
暗号装置Info
- Publication number
- JP3044565B2 JP3044565B2 JP2265298A JP26529890A JP3044565B2 JP 3044565 B2 JP3044565 B2 JP 3044565B2 JP 2265298 A JP2265298 A JP 2265298A JP 26529890 A JP26529890 A JP 26529890A JP 3044565 B2 JP3044565 B2 JP 3044565B2
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- JP
- Japan
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- word
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- Expired - Lifetime
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Classifications
-
- H—ELECTRICITY
- H04—ELECTRIC COMMUNICATION TECHNIQUE
- H04L—TRANSMISSION OF DIGITAL INFORMATION, e.g. TELEGRAPHIC COMMUNICATION
- H04L9/00—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols
- H04L9/06—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols the encryption apparatus using shift registers or memories for block-wise or stream coding, e.g. DES systems or RC4; Hash functions; Pseudorandom sequence generators
- H04L9/0618—Block ciphers, i.e. encrypting groups of characters of a plain text message using fixed encryption transformation
Landscapes
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Computer Security & Cryptography (AREA)
- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
- Signal Processing (AREA)
- Storage Device Security (AREA)
- Mobile Radio Communication Systems (AREA)
- Error Detection And Correction (AREA)
- Stereo-Broadcasting Methods (AREA)
- Slot Machines And Peripheral Devices (AREA)
Description
【発明の詳細な説明】 〔産業上の利用分野〕 本発明は暗号装置および暗号法の分野に関するもので
あり、更にて詳しく言えば、ブロック置換を利用した暗
号装置に関するものである。
あり、更にて詳しく言えば、ブロック置換を利用した暗
号装置に関するものである。
多くの場合に、１つの場所から別の場所へデジタル形
式で情報を、受信者にとっては明らかで、あいまいでは
ないが、それらの場所の間の傍受者には理解できないや
り方で通信することが望まれる。したがって、多くの場
合には、通信すべき情報をある所定の暗号法で暗号化
し、情報を暗号化された形で送り、受信した暗号化され
ている情報を受信場所で解読するのが普通である。希望
する安全度に応じて、どのようなレベルの暗号も専門的
でない傍受者にとって通信を無意味にするから、比較的
簡単で、容易に破られる暗号を使用でき状況もある。他
の状況においては、希望の安全度は暗号解読を一層困難
にする暗号技術の使用、暗号解読をほとんど不可能にす
るのが必要とされる。そのような暗号技術の応用面に
は、製造工場の間、銀行の支店の間等の要注意通信のよ
うな商用通信、および敵味方識別（IFF）を含む（もっ
とも敵味方識別に限定されるものではないが）軍事応用
がある。ある場合には、暗号化の主な目的は、通信され
ている情報を傍受者が解読することを防止することであ
り、IFFのような場合には主な目的は本来の受信者を誤
らせるために、傍受者自身が偽情報を同じ暗号法で発信
することを防止することである。これらの目的は多くの
用途においてしばしば存在する。
式で情報を、受信者にとっては明らかで、あいまいでは
ないが、それらの場所の間の傍受者には理解できないや
り方で通信することが望まれる。したがって、多くの場
合には、通信すべき情報をある所定の暗号法で暗号化
し、情報を暗号化された形で送り、受信した暗号化され
ている情報を受信場所で解読するのが普通である。希望
する安全度に応じて、どのようなレベルの暗号も専門的
でない傍受者にとって通信を無意味にするから、比較的
簡単で、容易に破られる暗号を使用でき状況もある。他
の状況においては、希望の安全度は暗号解読を一層困難
にする暗号技術の使用、暗号解読をほとんど不可能にす
るのが必要とされる。そのような暗号技術の応用面に
は、製造工場の間、銀行の支店の間等の要注意通信のよ
うな商用通信、および敵味方識別（IFF）を含む（もっ
とも敵味方識別に限定されるものではないが）軍事応用
がある。ある場合には、暗号化の主な目的は、通信され
ている情報を傍受者が解読することを防止することであ
り、IFFのような場合には主な目的は本来の受信者を誤
らせるために、傍受者自身が偽情報を同じ暗号法で発信
することを防止することである。これらの目的は多くの
用途においてしばしば存在する。
ブロック置換は、２進数列の態様である平文メッセー
ジを暗号化するために用いられる方法である。この方法
に従って、その２進数列はある所定のブロック長さｎの
ブロックに分けられる。ブロック置換装置が平文中の各
２進数を新しい２進数ブロックに１対１の関係で置換暗
号化する。置換ブロックは暗号化されたメッセージまた
は暗号テキストを構成する。各置換ブロックは平文テキ
ストブロックのあいまいでない１対１の変換を表す。従
来技術においては、その置換は探索表、切換え装置、ま
たは帰還シフトレジスタにより一般に行われる。しか
し、しばしば変化するコードまたは置換暗号法スキーム
がないと、暗号が解読されることがある。しかし変化す
る探索表は面倒であり、限られた数の可能な切換え装置
だけが実用的であり、シフトレジスタでの繰返えされる
サイクル動作は時間がががる。どのようなパターンまた
は偏りも持たない置換の発見には別の問題が起る。現在
では、候補の置換が、可能な系統的パターンに対しては
コンピュータシミュレーションにより調べられ、ある場
合には、それを補償するために付加回路が用いられる。
ジを暗号化するために用いられる方法である。この方法
に従って、その２進数列はある所定のブロック長さｎの
ブロックに分けられる。ブロック置換装置が平文中の各
２進数を新しい２進数ブロックに１対１の関係で置換暗
号化する。置換ブロックは暗号化されたメッセージまた
は暗号テキストを構成する。各置換ブロックは平文テキ
ストブロックのあいまいでない１対１の変換を表す。従
来技術においては、その置換は探索表、切換え装置、ま
たは帰還シフトレジスタにより一般に行われる。しか
し、しばしば変化するコードまたは置換暗号法スキーム
がないと、暗号が解読されることがある。しかし変化す
る探索表は面倒であり、限られた数の可能な切換え装置
だけが実用的であり、シフトレジスタでの繰返えされる
サイクル動作は時間がががる。どのようなパターンまた
は偏りも持たない置換の発見には別の問題が起る。現在
では、候補の置換が、可能な系統的パターンに対しては
コンピュータシミュレーションにより調べられ、ある場
合には、それを補償するために付加回路が用いられる。
各種の暗号装置および暗号法が従来技術で良く知られ
ている。たとえば、米国特許第3,796,830号、第3,798,8
59号、第4,078,152号、第4,195,200号、第4,255,811
号、第4,316,055号、第4,520,232号を参照されたい。一
般に、それらの装置は、ブロック置換に関連するから、
キーに依存する暗号装置および解読装置であり、本発明
のような、別の数の集合への１つの加算的に入れ換えら
れた数集合のモジュロ２加算によるブロック置換を基に
していない。
ている。たとえば、米国特許第3,796,830号、第3,798,8
59号、第4,078,152号、第4,195,200号、第4,255,811
号、第4,316,055号、第4,520,232号を参照されたい。一
般に、それらの装置は、ブロック置換に関連するから、
キーに依存する暗号装置および解読装置であり、本発明
のような、別の数の集合への１つの加算的に入れ換えら
れた数集合のモジュロ２加算によるブロック置換を基に
していない。
本発明は、比較的簡単なハードウェアによって置換技
術の使用を行えるようにする、ブロック置換技術による
モジュロ２加算を基にした暗号装置を提供するものであ
る。ブロック置換（ｎビット２進数のそれ自身への１対
１写像）は、ｎビツト２進数のある順列が、別の数集合
への１つの並べられた数集合のモジュロ２加算によりブ
ロック置換を定めるということ、及びそれらのサブ集合
が、ベクトルとして見られた時に加算関係を有する式を
定めるという事実を基にしている。これにより変換の変
更を簡単かつ頻繁に行える。変換の諸性質と、変換を用
いた暗号装置を以下に開示する。
術の使用を行えるようにする、ブロック置換技術による
モジュロ２加算を基にした暗号装置を提供するものであ
る。ブロック置換（ｎビット２進数のそれ自身への１対
１写像）は、ｎビツト２進数のある順列が、別の数集合
への１つの並べられた数集合のモジュロ２加算によりブ
ロック置換を定めるということ、及びそれらのサブ集合
が、ベクトルとして見られた時に加算関係を有する式を
定めるという事実を基にしている。これにより変換の変
更を簡単かつ頻繁に行える。変換の諸性質と、変換を用
いた暗号装置を以下に開示する。
以下、図面を参照して本発明を詳しく説明する。
以下の説明においては、本発明の装置をｎビット２進
数のブロックに関して説明する。ここに、ｎの値は３で
ある。それから、この装置は一般にｎビツトブロックへ
拡散され、ｎ＝８までのブロックのある特性を提示す
る。ｎ＝３に対する下記の例を提示することにより、よ
り多くの組合わせを有するより大きなブロックを使用し
て説明する場合よりも本発明の概念を一層良く理解でき
ると信ぜられる。
数のブロックに関して説明する。ここに、ｎの値は３で
ある。それから、この装置は一般にｎビツトブロックへ
拡散され、ｎ＝８までのブロックのある特性を提示す
る。ｎ＝３に対する下記の例を提示することにより、よ
り多くの組合わせを有するより大きなブロックを使用し
て説明する場合よりも本発明の概念を一層良く理解でき
ると信ぜられる。
ブロック置換というのは、ｎビツト２進数のそれ自身
への１対１写像（マッピング）について通常用いられる
用語である。この写像は2n個のｎビット数の対として書
くことができる。
への１対１写像（マッピング）について通常用いられる
用語である。この写像は2n個のｎビット数の対として書
くことができる。
ここに、各列は異なる順序で書かれた同じ２種類のｎ
ビット数である。したがって、この写像は または、あるインデックス集合に対しては（X1XiXj）と
書かれたｎビット数の順列と考えることができる。順列
に対するこの通常の記法はX1→Xi、Xi→Xj等を意味す
る。
ビット数である。したがって、この写像は または、あるインデックス集合に対しては（X1XiXj）と
書かれたｎビット数の順列と考えることができる。順列
に対するこの通常の記法はX1→Xi、Xi→Xj等を意味す
る。
列の記法へ戻って、元の集合およびぞれの写像から１
組の簡単な式を定めることができる。
組の簡単な式を定めることができる。
ここに、はモジュロ２加算（すなわち、桁上げなしの
対応する数の加算）を意味する。一般に、集合｛Y1,Y2,
・・｝は全てが異なるわけではなく、ある状況では同じ
である。本発明によれば、それら全てが相異なると、従
来の手段ではなくてモジュロ２加算によってブロック置
換を発生できる。主たる課題は、置換を、迅速に且つ偏
りなしに変えるやり方を決定することである。
対応する数の加算）を意味する。一般に、集合｛Y1,Y2,
・・｝は全てが異なるわけではなく、ある状況では同じ
である。本発明によれば、それら全てが相異なると、従
来の手段ではなくてモジュロ２加算によってブロック置
換を発生できる。主たる課題は、置換を、迅速に且つ偏
りなしに変えるやり方を決定することである。
ブロック置換をモジュロ２加算により行うことができ
たかどうかは明らかではない。たとえば、第１図に示さ
れているモジュロ２加算により、３ビツトの２進数の１
つの構成を別の構成に置換する試みについて考えること
にする。右側の３列には011と100はおのおの２回現われ
るが、011と110は決して現れない。左側の列１と中央の
列２との操作は、列１の３ビット２進語の集合のそれ自
身への変換を構成する。これは多数−１変換であって、
変換されたブロツク011と100に対する元のブロックを回
復しようとする時に生ずるあいまいさのためにその多数
−１変換は役に立たない。
たかどうかは明らかではない。たとえば、第１図に示さ
れているモジュロ２加算により、３ビツトの２進数の１
つの構成を別の構成に置換する試みについて考えること
にする。右側の３列には011と100はおのおの２回現われ
るが、011と110は決して現れない。左側の列１と中央の
列２との操作は、列１の３ビット２進語の集合のそれ自
身への変換を構成する。これは多数−１変換であって、
変換されたブロツク011と100に対する元のブロックを回
復しようとする時に生ずるあいまいさのためにその多数
−１変換は役に立たない。
第２図に示されているような別の構成を試みると異な
る結果が得られる。任意の列対が今は１対１変換を構成
する。この変換によれば、列１は、列３の３ビット２進
数（平文テキスト）から自身への１対１変換であり、暗
号化されたテキストである。各列は全て３ビツト数構成
され、その３ビツト数は正確に１回だけ現れる。
る結果が得られる。任意の列対が今は１対１変換を構成
する。この変換によれば、列１は、列３の３ビット２進
数（平文テキスト）から自身への１対１変換であり、暗
号化されたテキストである。各列は全て３ビツト数構成
され、その３ビツト数は正確に１回だけ現れる。
任意の３桁２進数ブロックを暗号化された２進数ブロ
ックへ変換するために、第２図に示される変換を使用で
き、そして、列１中の暗号化された語を見つけ、それか
ら同じ行内の対応する（第２図の列３の）平文テキスト
語を選択することにより、暗号化されたメッセージを解
読でき、従って、解読のために同じ式を使用できること
が明らかである。と＝とを第５図に示すように交換す
れば良いので極めて便利である。列１の語が列２の語に
加えられて列３の語を得ることにより、暗号化された語
を平文テキスト語へ逆変換するための変換が行われる結
果となる。
ックへ変換するために、第２図に示される変換を使用で
き、そして、列１中の暗号化された語を見つけ、それか
ら同じ行内の対応する（第２図の列３の）平文テキスト
語を選択することにより、暗号化されたメッセージを解
読でき、従って、解読のために同じ式を使用できること
が明らかである。と＝とを第５図に示すように交換す
れば良いので極めて便利である。列１の語が列２の語に
加えられて列３の語を得ることにより、暗号化された語
を平文テキスト語へ逆変換するための変換が行われる結
果となる。
再び第２図を参照すると、そこに示されている変換の
興味ある性質を見ることができる。特に、３桁の２進数
の８個のブロックのうち、下位側の４個のブロック00
0、001、010、011が、下位側の４個のブロックのうちの
２個（すなわち、000と001）、および、上位側の４個の
ブロックのうちの２個（すなわち、110と111）へ写像す
る。同様に、８個のブロックのうちのより大きい４個の
ブロックのうち、２個が下位側の４個のブロックへ、２
個が上位側の４個のブロックへ、それぞれ写像する。同
様に、偶数ブロック000、010、100、110が、２個の偶数
ブロック（000と010）と、２個の奇数ブロック（001と0
11）へそれぞれ写像する。４個の奇数ブロックは、その
半分が奇数ブロックに写像し、その半分が偶数ブロック
に写像する。解読に関しても、同じことが言えることは
明らかである。したがって、暗号化されたブロックの、
大きいこと、小さいこと、偶数であること、奇数である
こと等のような、ある特性についての知識は、暗号化さ
れていないブロックの特性についての如何なる類似性も
伝えない。このような暗号化は、「偏りを生じさせない
（unbiased）」ものである、と言われる。そのために、
各ブロックの中間の桁（数字）を考えても、中間の桁と
して０を有する第２図の４個のブロックは、そのうちの
２つのブロックが中間の桁として０を有するブロックに
写像され、残りの２つのブロックが中間の桁として１を
有するブロックに写像されることに注目すべきである。
同様に、中間の桁として１を有する４個のブロックは、
そのうちの２個のブロックが中間の桁として１を有する
ブロックへ写像され、２個のブロックが中間の桁として
０を有するブロックへ写像される。この特質は、ブロッ
クの（寸法）サイズに拘わらずに成立し、最大サブグル
ープとして代数的に特徴づけることができるブロックの
全ての集合を等しく分割することに拡張できる。暗号の
この偏りのない特性はここで開示する暗号法の非常に有
利な特徴であり、とくに暗号を頻繁に変更する際に非常
に有利な特徴である。
興味ある性質を見ることができる。特に、３桁の２進数
の８個のブロックのうち、下位側の４個のブロック00
0、001、010、011が、下位側の４個のブロックのうちの
２個（すなわち、000と001）、および、上位側の４個の
ブロックのうちの２個（すなわち、110と111）へ写像す
る。同様に、８個のブロックのうちのより大きい４個の
ブロックのうち、２個が下位側の４個のブロックへ、２
個が上位側の４個のブロックへ、それぞれ写像する。同
様に、偶数ブロック000、010、100、110が、２個の偶数
ブロック（000と010）と、２個の奇数ブロック（001と0
11）へそれぞれ写像する。４個の奇数ブロックは、その
半分が奇数ブロックに写像し、その半分が偶数ブロック
に写像する。解読に関しても、同じことが言えることは
明らかである。したがって、暗号化されたブロックの、
大きいこと、小さいこと、偶数であること、奇数である
こと等のような、ある特性についての知識は、暗号化さ
れていないブロックの特性についての如何なる類似性も
伝えない。このような暗号化は、「偏りを生じさせない
（unbiased）」ものである、と言われる。そのために、
各ブロックの中間の桁（数字）を考えても、中間の桁と
して０を有する第２図の４個のブロックは、そのうちの
２つのブロックが中間の桁として０を有するブロックに
写像され、残りの２つのブロックが中間の桁として１を
有するブロックに写像されることに注目すべきである。
同様に、中間の桁として１を有する４個のブロックは、
そのうちの２個のブロックが中間の桁として１を有する
ブロックへ写像され、２個のブロックが中間の桁として
０を有するブロックへ写像される。この特質は、ブロッ
クの（寸法）サイズに拘わらずに成立し、最大サブグル
ープとして代数的に特徴づけることができるブロックの
全ての集合を等しく分割することに拡張できる。暗号の
この偏りのない特性はここで開示する暗号法の非常に有
利な特徴であり、とくに暗号を頻繁に変更する際に非常
に有利な特徴である。
とくに、どのような実用的な暗号装置においても、パ
ターンの不法な解読を可能にするのに十分に長い時間に
わたってパターンが持続しないように、暗号の組み方を
頻繁にて変更できることが望まれる。この目的のため
に、第２図の行の配列を第３図に示すように変えて見る
と、第２図の式の特性の一つを知ることができる。行の
配列を任意に変えても、各式は、表中の位置には関係な
くそれ自身の完全性を維持するから、変換には決して影
響しない。本質的には、第３図の２行目は第２図の４行
目であり、第３図の３行目は第２図の５行目であり、次
の行の最も左側の列は先行する行の２列目と同じ３ビッ
ト数を含む。そのように配列されると、１行目すなわち
アイデンティティ行を除き、３つの各列は、３ビツト２
進数の一連の並びを循環（ラップアラウンド）の態様で
含んでいる。特に、１列目は、２列目の２進数数の並び
順と同じ並び順を有し、下方へ１位置（または上方へ６
位置）ずれており、一方、３列目は、２列目と同じ並び
順を有し、２列目よりも下方へ３位置（または上方へ４
位置）ずれている。
ターンの不法な解読を可能にするのに十分に長い時間に
わたってパターンが持続しないように、暗号の組み方を
頻繁にて変更できることが望まれる。この目的のため
に、第２図の行の配列を第３図に示すように変えて見る
と、第２図の式の特性の一つを知ることができる。行の
配列を任意に変えても、各式は、表中の位置には関係な
くそれ自身の完全性を維持するから、変換には決して影
響しない。本質的には、第３図の２行目は第２図の４行
目であり、第３図の３行目は第２図の５行目であり、次
の行の最も左側の列は先行する行の２列目と同じ３ビッ
ト数を含む。そのように配列されると、１行目すなわち
アイデンティティ行を除き、３つの各列は、３ビツト２
進数の一連の並びを循環（ラップアラウンド）の態様で
含んでいる。特に、１列目は、２列目の２進数数の並び
順と同じ並び順を有し、下方へ１位置（または上方へ６
位置）ずれており、一方、３列目は、２列目と同じ並び
順を有し、２列目よりも下方へ３位置（または上方へ４
位置）ずれている。
第３図の１行目すなわちアイデンティティ行を再び除
いて、１列目（列１）の３ビット２進数が、２列目（列
２）に関して、下方へ６位置だけ循環（ラップアラウン
ド）のやり方でずらされたとすると、第４図に示すよう
に１対１の変換が依然として行われることに気がつくで
あろう。アイデンティティ行を除き、変換は第３図にお
ける変換とは全く異なる。例として、３列目の111は、
第３図では011（１列目）に写像し、第４図では100（１
列目）に写像する。しかし、それに加えて、第４図の１
列目と３列目における３桁の数のならび（アイデンティ
ティ行を別にして）が、第３図および第４図の２列目に
おけるものを循環的にずらせただけであることに注目す
ることが重要である。したがって、第３図の変換は、第
３図の１列目の数を２列目の数に関して単にずらすこと
により、第４図の新しい変換へ変更されており、３列目
の数も２列目の数に関して、モジュロ２加算の完全性を
保存するために異なる量だけずらされている。また、解
読のために、第４図の記号と＝を第５図におけるよう
に交換できる。
いて、１列目（列１）の３ビット２進数が、２列目（列
２）に関して、下方へ６位置だけ循環（ラップアラウン
ド）のやり方でずらされたとすると、第４図に示すよう
に１対１の変換が依然として行われることに気がつくで
あろう。アイデンティティ行を除き、変換は第３図にお
ける変換とは全く異なる。例として、３列目の111は、
第３図では011（１列目）に写像し、第４図では100（１
列目）に写像する。しかし、それに加えて、第４図の１
列目と３列目における３桁の数のならび（アイデンティ
ティ行を別にして）が、第３図および第４図の２列目に
おけるものを循環的にずらせただけであることに注目す
ることが重要である。したがって、第３図の変換は、第
３図の１列目の数を２列目の数に関して単にずらすこと
により、第４図の新しい変換へ変更されており、３列目
の数も２列目の数に関して、モジュロ２加算の完全性を
保存するために異なる量だけずらされている。また、解
読のために、第４図の記号と＝を第５図におけるよう
に交換できる。
任意のブロック寸法（サイズ）について、より一般的
な式の集合を下のように書くことができる。
な式の集合を下のように書くことができる。
ここで、ブロック寸法（サイズ）がｎであると、ｍ＝
2n−１であり、θ＝00・・・00（すべての桁が０のｎビ
ット語）である。
2n−１であり、θ＝00・・・00（すべての桁が０のｎビ
ット語）である。
列１が、列２に関してＳ位置だけずら（シフト）され
たとすると、列３は、モジュール２加算の完全性を保存
するために、異なる量Psだけずらされる。与えられたず
らし量Ｓに対して、Psはシフト（ずらし）プログラマに
より決定される。
たとすると、列３は、モジュール２加算の完全性を保存
するために、異なる量Psだけずらされる。与えられたず
らし量Ｓに対して、Psはシフト（ずらし）プログラマに
より決定される。
次に第６図を参照する。第６図にはこれまで説明して
きた暗号技術および解読技術に従って暗号化を行う装置
のブロック図が示されている。
きた暗号技術および解読技術に従って暗号化を行う装置
のブロック図が示されている。
平文テキスト語がメモリＩのそれのアドレスへ送られ
る。これは列３からθ以外の語Xk-PSを選択することに
対応する。本発明のやり方は、Xk-PSを、列２の中の対
応するものに加えることである。Xk-PSがθ以外であっ
て、Xkへ加えるべきであるものとすると、列３内のオー
ダーデータｋ−Psを持つ語を、同様に列３内のオーダー
データｋ−Ps＋Ps＝ｋを持つ語に加えることに等しい。
したがって、平文テキスト語のオーダーデータｋ−Psが
加算器へ送られてPsへ加えられる。新しいオーダーナン
バーはメモリII内のそれのアドレスへ送られる。そのア
ドレスの内容がモジュール２で平文テキスト語へ加えら
れて列１中の暗号化された語Xk-Sを得る。平文テキスト
語がθであるとすると、それを暗号化したものは同じで
ある。
る。これは列３からθ以外の語Xk-PSを選択することに
対応する。本発明のやり方は、Xk-PSを、列２の中の対
応するものに加えることである。Xk-PSがθ以外であっ
て、Xkへ加えるべきであるものとすると、列３内のオー
ダーデータｋ−Psを持つ語を、同様に列３内のオーダー
データｋ−Ps＋Ps＝ｋを持つ語に加えることに等しい。
したがって、平文テキスト語のオーダーデータｋ−Psが
加算器へ送られてPsへ加えられる。新しいオーダーナン
バーはメモリII内のそれのアドレスへ送られる。そのア
ドレスの内容がモジュール２で平文テキスト語へ加えら
れて列１中の暗号化された語Xk-Sを得る。平文テキスト
語がθであるとすると、それを暗号化したものは同じで
ある。
オーダーデータを加えあわせることは２つの加算器、
すなわち、桁上げ（Ｃ）加算器と、最下位ビット（LS
B）加算器とにより行われる。桁上げ加算器は桁上げを
通常伴う数を加算する。たとえば001＋011＝100であ
る。しかし、加算がｎ桁以上を要求したとすると、すな
わち、１がｎ＋１の位置へ桁上げされるとすると、その
余分の１は、最初の位置に加えられる。すなわち、100
＋110＝1010→011である。これはLSB加算器により行わ
れる。これはモジュロｍ（ここでｍ＝2n−１）の加算で
ある。この例においては、ｎ＝３、ｍ＝７であり、10進
数で表される加算は４＋６＝10＝3mod ７である（ここ
に、100→４、110→６、011→３）。
すなわち、桁上げ（Ｃ）加算器と、最下位ビット（LS
B）加算器とにより行われる。桁上げ加算器は桁上げを
通常伴う数を加算する。たとえば001＋011＝100であ
る。しかし、加算がｎ桁以上を要求したとすると、すな
わち、１がｎ＋１の位置へ桁上げされるとすると、その
余分の１は、最初の位置に加えられる。すなわち、100
＋110＝1010→011である。これはLSB加算器により行わ
れる。これはモジュロｍ（ここでｍ＝2n−１）の加算で
ある。この例においては、ｎ＝３、ｍ＝７であり、10進
数で表される加算は４＋６＝10＝3mod ７である（ここ
に、100→４、110→６、011→３）。
解読のためのブロック図が第７図に示されている。暗
号テキスト語がメモリＩのそれのアドレスへ送られる。
これは列１からθ以外の語Xk-Sを選択することに対応す
る。やり方は、語Xk-Sを列２の中のそれに対応するもの
Xkに加えることである。これは列１内の語Xk-Sを、列１
のオーダーデータＫ−ｓ＋ｓ＝Ｋを持つ語に加えること
に等しい。したがって、暗号テキスト語のオーダーデー
タＫ−Ｓが加算器へ送られてｓへ加えられる。新しいオ
ーダーナンバーはメモリII内のそれのアドレスへ送られ
る。そのアドレスの内容がモジュール２で暗号テキスト
語へ加えられて列３中の解読された語Xk-PSを得る。暗
号テキスト語がθであると、それはθとして解読され
る。
号テキスト語がメモリＩのそれのアドレスへ送られる。
これは列１からθ以外の語Xk-Sを選択することに対応す
る。やり方は、語Xk-Sを列２の中のそれに対応するもの
Xkに加えることである。これは列１内の語Xk-Sを、列１
のオーダーデータＫ−ｓ＋ｓ＝Ｋを持つ語に加えること
に等しい。したがって、暗号テキスト語のオーダーデー
タＫ−Ｓが加算器へ送られてｓへ加えられる。新しいオ
ーダーナンバーはメモリII内のそれのアドレスへ送られ
る。そのアドレスの内容がモジュール２で暗号テキスト
語へ加えられて列３中の解読された語Xk-PSを得る。暗
号テキスト語がθであると、それはθとして解読され
る。
オーダーデータＫ−Ｓ＋ＳとＫ−Ps＋Psの加算は、モ
ジュロｍ（循環態様）であることが理解される。すなわ
ち、オーダーデータが、ｍ（最後の位置）より大きいと
すると、オーダーデータからｍが差し引かれる。暗号テ
キスト語がθであれば、それは同じ語として解読され
る。
ジュロｍ（循環態様）であることが理解される。すなわ
ち、オーダーデータが、ｍ（最後の位置）より大きいと
すると、オーダーデータからｍが差し引かれる。暗号テ
キスト語がθであれば、それは同じ語として解読され
る。
シフト（ずらし）プログラムは、列１中のずらし量Ｓ
が用いられる順序を、列３の対応するPSのずらしＳとと
もに、決定する。希望する任意の順序を使用できる。シ
フトＳは前記基本的な順列のべきに対応し、それは加算
による置換を決定する。
が用いられる順序を、列３の対応するPSのずらしＳとと
もに、決定する。希望する任意の順序を使用できる。シ
フトＳは前記基本的な順列のべきに対応し、それは加算
による置換を決定する。
したがって、たとえば、第８図において、平文データ
値が010であるとすると、メモリＩ内のそのアドレスは
オーダーデータ001を与える。このオーダーデータは２
進記法であって、平文データ値010がメモリＩ内の列
（一般的な式の集合の列３に相当）中の位置１にあるこ
とを示す。シフトプログラム中の最初のシフト位置はＳ
＝６であり、それに対するPsはP6＝２である。平文デー
タ値010の位置に対しては、Ｋ−Ps＝Ｋ−P6＝１がP6＝
２へ加えられる。２進記法では001＋010＝011となり、
メモリIIのアドレスを示す。メモリIIにおいてアドレス
011に対応するのは数100である。（これは、100が列３
内の位置３にあるということに等しい。）110＝10001
0は暗号テキスト語である。これは第５図における加算
の最初のものを表す。
値が010であるとすると、メモリＩ内のそのアドレスは
オーダーデータ001を与える。このオーダーデータは２
進記法であって、平文データ値010がメモリＩ内の列
（一般的な式の集合の列３に相当）中の位置１にあるこ
とを示す。シフトプログラム中の最初のシフト位置はＳ
＝６であり、それに対するPsはP6＝２である。平文デー
タ値010の位置に対しては、Ｋ−Ps＝Ｋ−P6＝１がP6＝
２へ加えられる。２進記法では001＋010＝011となり、
メモリIIのアドレスを示す。メモリIIにおいてアドレス
011に対応するのは数100である。（これは、100が列３
内の位置３にあるということに等しい。）110＝10001
0は暗号テキスト語である。これは第５図における加算
の最初のものを表す。
解読に関して暗号テキスト語は110である。第９図に
おいて、メモリＩ内のそのアドレスは、オーダーデータ
100すなわちメモリＩ内の列の位置４を与える。プログ
ラム中の最初のシフト位置はＳ＝６である。110の位置
（Ｋ−６＝４）へ、６（２進記法では110）が加えられ
る。４＋６＝10となる。ｍ＝７だけの減算、すなわち、
10−７＝３（ラップアラウンドで位置３）である。２進
記法では100＋110＝011モジュロ７である。メモリIIで
のアドレス011に対応するナンバーは100である。1101
00＝010。これは第４図における加算を表す。
おいて、メモリＩ内のそのアドレスは、オーダーデータ
100すなわちメモリＩ内の列の位置４を与える。プログ
ラム中の最初のシフト位置はＳ＝６である。110の位置
（Ｋ−６＝４）へ、６（２進記法では110）が加えられ
る。４＋６＝10となる。ｍ＝７だけの減算、すなわち、
10−７＝３（ラップアラウンドで位置３）である。２進
記法では100＋110＝011モジュロ７である。メモリIIで
のアドレス011に対応するナンバーは100である。1101
00＝010。これは第４図における加算を表す。
次に、固定された数をモジュロ２で第４図の列１と列
２へ加えても、１対１変換が行われる。
２へ加えても、１対１変換が行われる。
次に第11図と第12図を参照する。それらの図には、任
意のブロックサイズに対して、θ（零語）以外の固定語
を用いて暗号化と解読を行う装置のブロック図が示され
ている。この暗号化または解読を行う手続きは前記した
のとほぼ同じであり、固定語にモジュール２加算を行う
過程が、暗号化のプロセスでは最後に付加され、解読の
プロセスでは最初の過程として付加されている。
意のブロックサイズに対して、θ（零語）以外の固定語
を用いて暗号化と解読を行う装置のブロック図が示され
ている。この暗号化または解読を行う手続きは前記した
のとほぼ同じであり、固定語にモジュール２加算を行う
過程が、暗号化のプロセスでは最後に付加され、解読の
プロセスでは最初の過程として付加されている。
例が第13図と第14図に示されている。この場合には、
000が固定された状態に変換されず、001へ変換される。
今度は110がそれ自身へ変換され、したがってこの場合
には固定された状態になる。
000が固定された状態に変換されず、001へ変換される。
今度は110がそれ自身へ変換され、したがってこの場合
には固定された状態になる。
固定語加算器はｎビツト語のいずれか又は全てを、ユ
ーザーにより選択された順序で加算することができる。
ーザーにより選択された順序で加算することができる。
再び第８図を参照する。この図には、これまで説明し
てきた暗号化技術と解読技術に従って暗号化を行う装置
の一実施例のブロック図が示されている。図示のよう
に、平文データ20の任意の（000を除く）値がアドレス
としてメモリ22へ供給される。平文データ値に対するオ
ーダーデータ、すなわち、第４図（および第５図と第10
図）の右側の列での順序づけられた平文データ値の（２
進数で表された）位置が、種々のメモリアドレスに記憶
される。この位置はメモリ22の出力として、加算器24と
26と組合わせで示される加算器へ供給される。それらの
加算器は、シフトプログラマ28により制御されてメモリ
の出力をずらし値Psへ加え合わせるように結合される。
この加算はモジュール２加算ではなく、最上位ビツトか
らの桁上げが最下位ビツトの桁上げとして結合されるこ
とを除いて、通常の２進加算である。したがって、この
加算器は、111より大きい和１としての結果001（1000ま
たは単に000ではなく）を供給する。よって、加算器の
出力は、オーダーデータ列中を量Psだけずら（シフト）
された新しい３ビツト２進数である。この新しい位置
は、次にメモリ30のためアドレスとして用いられる。そ
れによりそのメモリはその出力として、第４図の列２に
おける値に対応する３ビット２進数、または第３図にお
ける対応する平文データ値を与える。したがって、たと
えば、平文データ値が010であるとすると、メモリＩへ
のアドレスとしてその値は、列中の001のその値の場所
を与える。シフトプログラムがＳ＝６を選択するとする
と、Ps＝２であって、列３は列２から２位置だけ、また
は量010だけ下方へシフトされる。平文データ値010に隣
接する３ビツト２進数は、第５図におけるように100で
ある。平文データ010に対するこのモジュロ２加算は、
第５図に示されている値に対応する暗号化された値110
を与える。しかし、平文テキストデータ値が000である
とすると、メモリＩへのアドレスとしてその値は列中の
000の値の場所を示す。それはシフトされず、メモリ30
内のオーダーデータとして不変のままにされる。したが
って自分自身へ加えられた000は固定されたままであ
る。
てきた暗号化技術と解読技術に従って暗号化を行う装置
の一実施例のブロック図が示されている。図示のよう
に、平文データ20の任意の（000を除く）値がアドレス
としてメモリ22へ供給される。平文データ値に対するオ
ーダーデータ、すなわち、第４図（および第５図と第10
図）の右側の列での順序づけられた平文データ値の（２
進数で表された）位置が、種々のメモリアドレスに記憶
される。この位置はメモリ22の出力として、加算器24と
26と組合わせで示される加算器へ供給される。それらの
加算器は、シフトプログラマ28により制御されてメモリ
の出力をずらし値Psへ加え合わせるように結合される。
この加算はモジュール２加算ではなく、最上位ビツトか
らの桁上げが最下位ビツトの桁上げとして結合されるこ
とを除いて、通常の２進加算である。したがって、この
加算器は、111より大きい和１としての結果001（1000ま
たは単に000ではなく）を供給する。よって、加算器の
出力は、オーダーデータ列中を量Psだけずら（シフト）
された新しい３ビツト２進数である。この新しい位置
は、次にメモリ30のためアドレスとして用いられる。そ
れによりそのメモリはその出力として、第４図の列２に
おける値に対応する３ビット２進数、または第３図にお
ける対応する平文データ値を与える。したがって、たと
えば、平文データ値が010であるとすると、メモリＩへ
のアドレスとしてその値は、列中の001のその値の場所
を与える。シフトプログラムがＳ＝６を選択するとする
と、Ps＝２であって、列３は列２から２位置だけ、また
は量010だけ下方へシフトされる。平文データ値010に隣
接する３ビツト２進数は、第５図におけるように100で
ある。平文データ010に対するこのモジュロ２加算は、
第５図に示されている値に対応する暗号化された値110
を与える。しかし、平文テキストデータ値が000である
とすると、メモリＩへのアドレスとしてその値は列中の
000の値の場所を示す。それはシフトされず、メモリ30
内のオーダーデータとして不変のままにされる。したが
って自分自身へ加えられた000は固定されたままであ
る。
第５図の列２の基本的なオーダーデータと比較した第
５図の列３の並びの下方へのシフトPsは、それに相補的
な上方シフトにも対応する。したがって、ｎビツトブロ
ックに対しては、下方シフトＰは上方シフトｍ−Psに等
しい。３ビットブロックに対しては、可能なシフトの全
ての値が、列２に対する第１のシフトが０と７およびぞ
の倍数である場合を除き（かかる場合には列２が列１の
対応するものと同一の行を有することになり又はそれ自
身にモジュール２加算される任意の数が零であるか
ら）、希望の１対１の写像を行う。したがって、７また
はそれの倍数のシフトでは、全ての平文データ値が000
へ写像し、暗号化目的には無意味である。しかし、一般
に、３ビツトより大きいｎビツトブロックに対しては、
零とｍの整数倍以外の全てのシフトは、希望の結果をも
たらすので、本発明のために使用できる。
５図の列３の並びの下方へのシフトPsは、それに相補的
な上方シフトにも対応する。したがって、ｎビツトブロ
ックに対しては、下方シフトＰは上方シフトｍ−Psに等
しい。３ビットブロックに対しては、可能なシフトの全
ての値が、列２に対する第１のシフトが０と７およびぞ
の倍数である場合を除き（かかる場合には列２が列１の
対応するものと同一の行を有することになり又はそれ自
身にモジュール２加算される任意の数が零であるか
ら）、希望の１対１の写像を行う。したがって、７また
はそれの倍数のシフトでは、全ての平文データ値が000
へ写像し、暗号化目的には無意味である。しかし、一般
に、３ビツトより大きいｎビツトブロックに対しては、
零とｍの整数倍以外の全てのシフトは、希望の結果をも
たらすので、本発明のために使用できる。
第７図に従って解読する装置のブロック図が第９図に
示されている。ハードウエアの点からは、このブロック
図は第８図に示されている暗号化装置のブロック図と全
く同じである。ただ、解読では、暗号化用に与えられた
シフトPsに対するシフトＳを使用する点だけが異なる。
先に述べた例におけるように、暗号化のための２のシフ
トPsに対しては、シフト６が、第８図と第９図の表に示
すように、適切な解読を行う。暗号化ハードウェアと解
読ハードウェアは、解読で平文データを正しく回復する
ために対応するシフトを使用せねばならない。もっと
も、シフトは、暗号解読を、不可能ではなくとも非常に
困難にするために、暗号化と解読の双方でシフト量を頻
繁に変えることができる。
示されている。ハードウエアの点からは、このブロック
図は第８図に示されている暗号化装置のブロック図と全
く同じである。ただ、解読では、暗号化用に与えられた
シフトPsに対するシフトＳを使用する点だけが異なる。
先に述べた例におけるように、暗号化のための２のシフ
トPsに対しては、シフト６が、第８図と第９図の表に示
すように、適切な解読を行う。暗号化ハードウェアと解
読ハードウェアは、解読で平文データを正しく回復する
ために対応するシフトを使用せねばならない。もっと
も、シフトは、暗号解読を、不可能ではなくとも非常に
困難にするために、暗号化と解読の双方でシフト量を頻
繁に変えることができる。
固定された数をモジュロ２で第５図の任意の一対の列
へ加えても、なお１対１の変換が行われる。たとえば、
第10図において、固定された数001が第５図の第１の列
と第２の列へモジュロ２加算されるとする。平文テキス
ト語としての010は暗号化された語111へ写像され、第８
図に示す例では010が110へ写像される。
へ加えても、なお１対１の変換が行われる。たとえば、
第10図において、固定された数001が第５図の第１の列
と第２の列へモジュロ２加算されるとする。平文テキス
ト語としての010は暗号化された語111へ写像され、第８
図に示す例では010が110へ写像される。
固定語の加算器を用いて暗号化するための装置のブロ
ック図の例が第13図に示されている。この図は、固定語
（例では001）を、第１の列の010と同じ第２の列の行中
の値に対応するメモリ30の出力へ加えるために、固定語
加算器32が含まれていることを除き、第８図と同じであ
る。したがって、固定語加算器は固定語（この例では00
1）を列２の値へ単に加え、その後で平文テキスト語を
モジュロ２加算し、暗号化されたデータを得る。一例と
して、平文データ010をメモリ22へのアドレスとして用
いると、メモリの出力は001である。第８図の例におけ
るのと同じシフトを用いると、010、Ps＝２が001へ加え
られて、メモリ30へアドレス011を供給する。この結果
としてメモリ30から出力100が生じ、その出力へ固定語
加算器が固定語001をモジュロ２加算して101を生ずる。
これをモジュロ２で平文テキスト語010へ加えると、第1
0図に示すように暗号化された語111が得られる。
ック図の例が第13図に示されている。この図は、固定語
（例では001）を、第１の列の010と同じ第２の列の行中
の値に対応するメモリ30の出力へ加えるために、固定語
加算器32が含まれていることを除き、第８図と同じであ
る。したがって、固定語加算器は固定語（この例では00
1）を列２の値へ単に加え、その後で平文テキスト語を
モジュロ２加算し、暗号化されたデータを得る。一例と
して、平文データ010をメモリ22へのアドレスとして用
いると、メモリの出力は001である。第８図の例におけ
るのと同じシフトを用いると、010、Ps＝２が001へ加え
られて、メモリ30へアドレス011を供給する。この結果
としてメモリ30から出力100が生じ、その出力へ固定語
加算器が固定語001をモジュロ２加算して101を生ずる。
これをモジュロ２で平文テキスト語010へ加えると、第1
0図に示すように暗号化された語111が得られる。
第14図には、第13図の暗号装置のブロック図に対応す
る解読装置のブロック図が示されている。この図から解
るように、暗号化されたデータがメモリ22へ加えられる
前に、固定語加算器が固定語をそのデータへモジュロ２
加算することを除き、第14図は第13図と同じである（も
っとも、解読のためのシフトは暗号化のためのシフトと
異なる）。そのモジュロ２加算は、本質的には固定語の
第２のモジュロ２加算である。というのは、暗号化され
た語を得るために、固定語の第１のモジュロ２加算が第
11図にておいて行われているからである。したがって、
同じ語の第２のモジュロ２加算は第１のモジュロ２加算
を実際に打消すから、第12図における暗号化されたデー
タに固定語がモジュロ２加算された後は、そのモジュロ
２加算の結果を解読のために第10図の式で使用できる。
したがって、たとえば、第13図に示す例の暗号化された
語111を用いると、111011＝110が第14図のメモリ22へ
のアドレスとなる。これによってメモリの出力100が与
えられる。その出力へＳ＝６すなわち110の値が加えら
れる。100＋110＝1010→（循環（ラップアウランド）に
よって）111。これによってメモリ30へアドレス011が与
えられ、そのメモリ出力100が与えられる。その出力
へ、メモリ２へのアドレスである110がモジュロ２加算
されて、平文テキストデータ010を回復する。更に、第1
3図と第14図の固定語加算器は固定語001を用いている
が、他の任意の３ビツト固定語を使用でき、また、シフ
トの変化とともに若しくはシフトの変化とは別に、固定
語を変化させることができ、固定語000を使用すると装
置の動作は第８図と９図のものと同じとなる。
る解読装置のブロック図が示されている。この図から解
るように、暗号化されたデータがメモリ22へ加えられる
前に、固定語加算器が固定語をそのデータへモジュロ２
加算することを除き、第14図は第13図と同じである（も
っとも、解読のためのシフトは暗号化のためのシフトと
異なる）。そのモジュロ２加算は、本質的には固定語の
第２のモジュロ２加算である。というのは、暗号化され
た語を得るために、固定語の第１のモジュロ２加算が第
11図にておいて行われているからである。したがって、
同じ語の第２のモジュロ２加算は第１のモジュロ２加算
を実際に打消すから、第12図における暗号化されたデー
タに固定語がモジュロ２加算された後は、そのモジュロ
２加算の結果を解読のために第10図の式で使用できる。
したがって、たとえば、第13図に示す例の暗号化された
語111を用いると、111011＝110が第14図のメモリ22へ
のアドレスとなる。これによってメモリの出力100が与
えられる。その出力へＳ＝６すなわち110の値が加えら
れる。100＋110＝1010→（循環（ラップアウランド）に
よって）111。これによってメモリ30へアドレス011が与
えられ、そのメモリ出力100が与えられる。その出力
へ、メモリ２へのアドレスである110がモジュロ２加算
されて、平文テキストデータ010を回復する。更に、第1
3図と第14図の固定語加算器は固定語001を用いている
が、他の任意の３ビツト固定語を使用でき、また、シフ
トの変化とともに若しくはシフトの変化とは別に、固定
語を変化させることができ、固定語000を使用すると装
置の動作は第８図と９図のものと同じとなる。
第６図、第７図、第11図および第12図を参照して説明
したやり方は、プログラムで制御されるマイクロプロセ
ッサを基にした装置で容易に実施できる。あるいは、メ
モリをルックアップテーブルとして用いる読出し専用メ
モリで容易に予めプログラムでき、暗号装置と解読装置
の少くとも主な部品、高速の個別部品が、カスタム集積
回路で実現できるように、加算器とモジュロ２加算器は
通常の加算器回路で容易にて構成できる。シフトの希望
回数、シフトオーダーが自身で変えられる範囲等に応じ
て、シフトプログラムも各種の態様をとることができ
る。希望に応じてシフトレジスタで実現することを含め
て、マイクロプロセッサを基にした集積回路などで容易
に実現できる。
したやり方は、プログラムで制御されるマイクロプロセ
ッサを基にした装置で容易に実施できる。あるいは、メ
モリをルックアップテーブルとして用いる読出し専用メ
モリで容易に予めプログラムでき、暗号装置と解読装置
の少くとも主な部品、高速の個別部品が、カスタム集積
回路で実現できるように、加算器とモジュロ２加算器は
通常の加算器回路で容易にて構成できる。シフトの希望
回数、シフトオーダーが自身で変えられる範囲等に応じ
て、シフトプログラムも各種の態様をとることができ
る。希望に応じてシフトレジスタで実現することを含め
て、マイクロプロセッサを基にした集積回路などで容易
に実現できる。
第１図は、３ビツト２進数の１つの集合を、モジュロ２
加算により、２進数の別の集合へ変換する多数−１変換
の手法を示し、 第２図は、３ビツト２進数の１つの集合を、モジュロ２
加算により、２進数の別の集合へ変換する１対１変換の
手法を示し、 第３図は、最初の式を除き、列１の３ビット数を、先行
する行における列２の３ビット数と同じにして、各列
は、そのスタート位置が異なるが、同じ順序であるよう
順序を変えられた第２図の変換式を示し、 第４図は、列２に対して列１と列３が下方へそれぞれ６
位置と２位置だけ移動させられ、最初の式を除いて、各
列はそのスタート位置は異なるが同じ順序のままであ
る、第３図に対応する図を示し、 第５図は、暗号化目的のためにと＝の記号を交換した
第４図に対応する図を示し、 第６図は、データを暗号化する装置のブロック図を示
し、 第７図は、第６図の暗号装置により暗号化されたデータ
を解読する装置のブロック図を示し、 第８図は、第６図の装置を用いる暗号化の例を示し、 第９図は、第７図の装置を用いる解読の例を示し、 第10図は、ある固定語を第４図の特定の列に加え、最初
の式を除いてそれらの特定の列が、スタート位置は異な
るが、同じ順序である、第４図に示されているの集合に
対応する式の集合を示し、 第11図は、第10図に示されているような変換式の集合に
従ってデータを暗号化するための装置のブロツク図を示
し、 第12図は、第11図に示されている装置により暗号化され
たテークを解読する装置のプうロツク図を示し、 第13図は、第11図に示されている装置を用いる暗号化の
例を示し、 第14図は、第12図に示されている装置を用いる解読の例
を示す図である。 22,30……メモリ、24,26,32……加算器、28……シフト
レジスタ。
加算により、２進数の別の集合へ変換する多数−１変換
の手法を示し、 第２図は、３ビツト２進数の１つの集合を、モジュロ２
加算により、２進数の別の集合へ変換する１対１変換の
手法を示し、 第３図は、最初の式を除き、列１の３ビット数を、先行
する行における列２の３ビット数と同じにして、各列
は、そのスタート位置が異なるが、同じ順序であるよう
順序を変えられた第２図の変換式を示し、 第４図は、列２に対して列１と列３が下方へそれぞれ６
位置と２位置だけ移動させられ、最初の式を除いて、各
列はそのスタート位置は異なるが同じ順序のままであ
る、第３図に対応する図を示し、 第５図は、暗号化目的のためにと＝の記号を交換した
第４図に対応する図を示し、 第６図は、データを暗号化する装置のブロック図を示
し、 第７図は、第６図の暗号装置により暗号化されたデータ
を解読する装置のブロック図を示し、 第８図は、第６図の装置を用いる暗号化の例を示し、 第９図は、第７図の装置を用いる解読の例を示し、 第10図は、ある固定語を第４図の特定の列に加え、最初
の式を除いてそれらの特定の列が、スタート位置は異な
るが、同じ順序である、第４図に示されているの集合に
対応する式の集合を示し、 第11図は、第10図に示されているような変換式の集合に
従ってデータを暗号化するための装置のブロツク図を示
し、 第12図は、第11図に示されている装置により暗号化され
たテークを解読する装置のプうロツク図を示し、 第13図は、第11図に示されている装置を用いる暗号化の
例を示し、 第14図は、第12図に示されている装置を用いる解読の例
を示す図である。 22,30……メモリ、24,26,32……加算器、28……シフト
レジスタ。
フロントページの続き (56)参考文献 特開 昭63−236074（ＪＰ，Ａ) 特開 昭63−136072（ＪＰ，Ａ) 特開 昭57−133474（ＪＰ，Ａ) 特開 昭63−131170（ＪＰ，Ａ)
Claims (1)
- 【請求項１】ｎビット２進数の2n個の相異なる平文テキ
ストブロックの１つを、ｎビット２進数の１つに置換し
て１対１に対応するｎビット２進数の暗号化ブロックと
する暗号装置であって、 2n個の相異なるｎビット２進数を要素とし最初の要素が
ゼロであり、 で表される順列であって、次の関係すなわち、 Xk-s＝XkXk-Ps なる関係が、１から2n−１までのすべての値ｋ、１から
2n−２の範囲の値から選択された所定の一定値ｓ、およ
び、１から2n−２の範囲の一定値Ps に対して成立する順列を、生成するプロセッサを備え； 前記順列をそれぞれ格納する第１メモリ手段（22）およ
び第２メモリ手段（30）を備え； 前記第１メモリ手段（22）に結合され、ｎビットの平文
テキストブロックを受けて、受けた平文テキストブロッ
クに等しい前記順列中の要素の順序位置を示す第１のオ
ーダーナンバーを決定する第１の手段を備え； 前記第１の手段に結合され、シフト値を受けて、次の第
２のオーダーナンバー、すなわち、第１のオーダーナン
バーがゼロである場合にはゼロをとり、前記シフト値と
第１のオーダーナンバーとの和が2nより小さい場合には
当該和の値をとり、これらの何れでもない場合には、前
記シフト値と第１のオーダーナンバーとの和から、2n−
１を減じた値をとる、第２のオーダーナンバーを生成す
る第１の加算器（24,26）を備え； 前記第１の加算器（24,26）および第２メモリ手段（3
0）に結合され、前記順列中において、前記第２のオー
ダーナンバーで与えられる順序位置にある要素の値に等
しい第２のテキストブロックを生成する第２の手段を備
え； 前記第１の手段と前記第２の手段に結合され、当該平文
テキストブロックと当該第２のテキストブロックとをモ
ジュロ２加算して、対応するｎビット２進数の暗号化ブ
ロックを与える、第２の加算器を備えている ことを特徴とする暗号装置。
Applications Claiming Priority (2)
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