JP3154991B2 - 暗号処理装置、暗号処理方法、及び、暗号処理プログラムを記憶した記憶媒体 - Google Patents
暗号処理装置、暗号処理方法、及び、暗号処理プログラムを記憶した記憶媒体Info
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- JP3154991B2 JP3154991B2 JP11864399A JP11864399A JP3154991B2 JP 3154991 B2 JP3154991 B2 JP 3154991B2 JP 11864399 A JP11864399 A JP 11864399A JP 11864399 A JP11864399 A JP 11864399A JP 3154991 B2 JP3154991 B2 JP 3154991B2
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Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、秘密鍵に基づい
て、被暗号処理データをブロック単位で暗号化又は復号
化する暗号処理装置、及びその装置において使用される
暗号処理方法、並びにその方法を記述する暗号処理プロ
グラムを記憶した記憶媒体に関し、特に換字テーブルデ
ータのデータ量や生成頻度を削減することで高速な暗号
処理を実現し、且つ、安全性を損なわない技術に関す
る。
て、被暗号処理データをブロック単位で暗号化又は復号
化する暗号処理装置、及びその装置において使用される
暗号処理方法、並びにその方法を記述する暗号処理プロ
グラムを記憶した記憶媒体に関し、特に換字テーブルデ
ータのデータ量や生成頻度を削減することで高速な暗号
処理を実現し、且つ、安全性を損なわない技術に関す
る。
【０００２】
【従来の技術】近年、デジタル通信による送金やあらゆ
る情報の通信が普及してきたのに伴い、通信される重要
な情報を第三者による盗聴や改竄から守る、安全性を向
上させる為の技術への要求が高まっている。安全性を向
上させる為の有効な技術の１つに暗号（ｃｒｙｐｔｏｇ
ｒａｐｈｙ）がある。
る情報の通信が普及してきたのに伴い、通信される重要
な情報を第三者による盗聴や改竄から守る、安全性を向
上させる為の技術への要求が高まっている。安全性を向
上させる為の有効な技術の１つに暗号（ｃｒｙｐｔｏｇ
ｒａｐｈｙ）がある。
【０００３】暗号を用いて通信するシステムにおいて
は、元の通信文を平文（ｐｌａｉｎｔｅｘｔ）と呼び、
その意味内容が第三者に分かりにくい形に変換されたも
のを暗号文（ｃｒｙｐｔｏｇｒａｍ）と呼ぶ。また、こ
の変換を暗号化（ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ）と呼び、逆
に、暗号文を元の平文に復元する逆変換を復号化（ｄｅ
ｃｒｙｐｔｉｏｎ）と呼ぶ。
は、元の通信文を平文（ｐｌａｉｎｔｅｘｔ）と呼び、
その意味内容が第三者に分かりにくい形に変換されたも
のを暗号文（ｃｒｙｐｔｏｇｒａｍ）と呼ぶ。また、こ
の変換を暗号化（ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ）と呼び、逆
に、暗号文を元の平文に復元する逆変換を復号化（ｄｅ
ｃｒｙｐｔｉｏｎ）と呼ぶ。
【０００４】暗号化及び復号化の変換内容は、アルゴリ
ズム（ａｌｇｏｒｉｔｈｍ）とそのパラメータとなる鍵
（ｋｅｙ）によって特定される。アルゴリズムは複数の
変換から成る変換の族（ｆａｍｉｌｙ）を特定し、鍵は
その族のなかの１つの変換を特定する。通常、装置の固
定部分に対応するものがアルゴリズムであり、１つの装
置において時々取り替えられるものが鍵である。
ズム（ａｌｇｏｒｉｔｈｍ）とそのパラメータとなる鍵
（ｋｅｙ）によって特定される。アルゴリズムは複数の
変換から成る変換の族（ｆａｍｉｌｙ）を特定し、鍵は
その族のなかの１つの変換を特定する。通常、装置の固
定部分に対応するものがアルゴリズムであり、１つの装
置において時々取り替えられるものが鍵である。
【０００５】暗号文は、盗聴（ｅａｖｅｓｄｒｏｐ）さ
れることを前提としている。盗聴者等がアルゴリズムや
鍵の情報を持たずに平文等に復号しようとすることを、
暗号解読（ｃｒｙｐｔａｎａｌｙｓｉｓ）という。暗号
解読しようとする者（以下、「暗号解読者（ｃｒｙｐｔ
ａｎａｌｙｓｔ）」という）は、暗号文は既知であると
いう前提で暗号解読を行なう。
れることを前提としている。盗聴者等がアルゴリズムや
鍵の情報を持たずに平文等に復号しようとすることを、
暗号解読（ｃｒｙｐｔａｎａｌｙｓｉｓ）という。暗号
解読しようとする者（以下、「暗号解読者（ｃｒｙｐｔ
ａｎａｌｙｓｔ）」という）は、暗号文は既知であると
いう前提で暗号解読を行なう。
【０００６】基本的に暗号文からのみ秘密の平文や鍵を
決定する解読法を、「暗号文単独攻撃（ｃｉｐｈｅｒｔ
ｅｘｔ−ｏｎｌｙ ａｔｔａｃｋ）」という。また、い
くつかの不特定な暗号文と平文のペアから秘密の鍵を決
定し、任意の暗号文に対応する平文を決定する解読法
を、「既知平文攻撃（ｋｎｏｗｎ−ｐｌａｉｎｔｅｘｔ
ａｔｔａｃｋ）」という。
決定する解読法を、「暗号文単独攻撃（ｃｉｐｈｅｒｔ
ｅｘｔ−ｏｎｌｙ ａｔｔａｃｋ）」という。また、い
くつかの不特定な暗号文と平文のペアから秘密の鍵を決
定し、任意の暗号文に対応する平文を決定する解読法
を、「既知平文攻撃（ｋｎｏｗｎ−ｐｌａｉｎｔｅｘｔ
ａｔｔａｃｋ）」という。
【０００７】（第１の従来例）暗号の例の１つに、疑似
乱数加算型暗号がある。この暗号は、同一の鍵を送信者
と受信者が秘密に共有し、それぞれ同じアルゴリズムを
持つ乱数発生機を用いてこの鍵をシード（ｓｅｅｄ）と
して所定のビット数（以下、「ブロック」という）の乱
数を発生させ、送信者側による暗号化においては、ブロ
ック単位で、この乱数と平文とを、対応するビット毎に
排他的論理和の演算を行なうことによって暗号文を生成
し、受信者側による復号化においては、ブロック単位
で、この乱数と暗号文とを、対応するビット毎に排他的
論理和の演算を行なうことによって平文を生成する。
乱数加算型暗号がある。この暗号は、同一の鍵を送信者
と受信者が秘密に共有し、それぞれ同じアルゴリズムを
持つ乱数発生機を用いてこの鍵をシード（ｓｅｅｄ）と
して所定のビット数（以下、「ブロック」という）の乱
数を発生させ、送信者側による暗号化においては、ブロ
ック単位で、この乱数と平文とを、対応するビット毎に
排他的論理和の演算を行なうことによって暗号文を生成
し、受信者側による復号化においては、ブロック単位
で、この乱数と暗号文とを、対応するビット毎に排他的
論理和の演算を行なうことによって平文を生成する。
【０００８】ここで、ブロック単位の平文を「Ｍ」、ブ
ロック単位の暗号文を「Ｃ」、この乱数を「Ｒ」、対応
するビット毎の排他的論理和の演算を「（＋）」とする
と、暗号化は以下の（式１）で、復号化は以下の（式
２）で表せる。 Ｃ＝Ｍ（＋）Ｒ ・・・（式１） Ｍ＝Ｃ（＋）Ｒ ・・・（式２） この暗号の問題点は、「既知平文攻撃」に非常に弱いこ
とである。
ロック単位の暗号文を「Ｃ」、この乱数を「Ｒ」、対応
するビット毎の排他的論理和の演算を「（＋）」とする
と、暗号化は以下の（式１）で、復号化は以下の（式
２）で表せる。 Ｃ＝Ｍ（＋）Ｒ ・・・（式１） Ｍ＝Ｃ（＋）Ｒ ・・・（式２） この暗号の問題点は、「既知平文攻撃」に非常に弱いこ
とである。
【０００９】例えば、それぞれ１ブロックの平文と暗号
文のペアが既知であれば、以下の（式３）より乱数Ｒが
判明するので他の全ての平文を解読することができる。 Ｒ＝Ｍ（＋）Ｃ ・・・（式３） よって、暗号解読者は既知平文攻撃によって、疑似乱数
加算型暗号を非常に容易に解読することができる。
文のペアが既知であれば、以下の（式３）より乱数Ｒが
判明するので他の全ての平文を解読することができる。 Ｒ＝Ｍ（＋）Ｃ ・・・（式３） よって、暗号解読者は既知平文攻撃によって、疑似乱数
加算型暗号を非常に容易に解読することができる。
【００１０】（第２の従来例）既知平文攻撃によっても
比較的容易に解読されない暗号の例に、ＤＥＳ（DataEn
cryption Standard）やＦＥＡＬ（Fast Data Encipherm
ent Algorithm）がある。これらについては「暗号理論
入門」（岡本栄司著：共立出版発行）に詳しく述べられ
ている。
比較的容易に解読されない暗号の例に、ＤＥＳ（DataEn
cryption Standard）やＦＥＡＬ（Fast Data Encipherm
ent Algorithm）がある。これらについては「暗号理論
入門」（岡本栄司著：共立出版発行）に詳しく述べられ
ている。
【００１１】これらの暗号は、６４ビットを１ブロック
とし、ブロック単位で強力にデータを撹乱する。例え
ば、ＤＥＳのアルゴリズムは、転置（ｔｒａｎｓｐｏｓ
ｉｏｎ）と換字（ｓｕｂｓｔｉｔｕｔｉｏｎ）を組み合
わせた処理を１６段繰り返す。ＤＥＳやＦＥＡＬに代表
されるブロック暗号方式の一種に、Ｂｌｏｗｆｉｓｈ暗
号方式というものがある。
とし、ブロック単位で強力にデータを撹乱する。例え
ば、ＤＥＳのアルゴリズムは、転置（ｔｒａｎｓｐｏｓ
ｉｏｎ）と換字（ｓｕｂｓｔｉｔｕｔｉｏｎ）を組み合
わせた処理を１６段繰り返す。ＤＥＳやＦＥＡＬに代表
されるブロック暗号方式の一種に、Ｂｌｏｗｆｉｓｈ暗
号方式というものがある。
【００１２】Ｂｌｏｗｆｉｓｈ暗号方式については、Br
uce Schneier著''Description of aNew Variable-Lengt
h Key, 64-Bit Block Cipher(Blowfish),''(''Fast Sof
tware Encryption,''Ross Anderson編, Lecture Notes
in Computer Science Vol.809, pp.191-204, Springer-
Verlag. に収録)に詳しく述べられている。以下に、こ
のＢｌｏｗｆｉｓｈ暗号方式について述べる。
uce Schneier著''Description of aNew Variable-Lengt
h Key, 64-Bit Block Cipher(Blowfish),''(''Fast Sof
tware Encryption,''Ross Anderson編, Lecture Notes
in Computer Science Vol.809, pp.191-204, Springer-
Verlag. に収録)に詳しく述べられている。以下に、こ
のＢｌｏｗｆｉｓｈ暗号方式について述べる。
【００１３】図１４は、Ｂｌｏｗｆｉｓｈ暗号方式を用
いたデータ暗号化装置の構成を示す図である。図１４に
示すデータ暗号化装置３０１０は、データ撹乱部３０１
１、段数制御部３０１２、部分鍵生成部３０１３及び換
字テーブルデータ生成部３０１４を備える。
いたデータ暗号化装置の構成を示す図である。図１４に
示すデータ暗号化装置３０１０は、データ撹乱部３０１
１、段数制御部３０１２、部分鍵生成部３０１３及び換
字テーブルデータ生成部３０１４を備える。
【００１４】換字テーブルデータ生成部３０１４は、換
字テーブルデータ生成アルゴリズムに従って、６４ビッ
トの入力鍵データから３２Ｋビット（テーブル値３２ビ
ット×１０２４個）の換字テーブルデータを生成する。
ここで、換字テーブルデータ生成アルゴリズムは本発明
の趣旨ではないので、その説明を省略する。部分鍵生成
部３０１３は、部分鍵生成アルゴリズムに従って、６４
ビットの入力鍵データから２５６ビットのビットデータ
を生成し、生成されたビットデータを各３２ビットずつ
の８組に分割し、部分鍵ＳＫ０〜ＳＫ７として保管す
る。ここで、部分鍵生成アルゴリズムは本発明の趣旨と
関係ないので、その説明を省略する。
字テーブルデータ生成アルゴリズムに従って、６４ビッ
トの入力鍵データから３２Ｋビット（テーブル値３２ビ
ット×１０２４個）の換字テーブルデータを生成する。
ここで、換字テーブルデータ生成アルゴリズムは本発明
の趣旨ではないので、その説明を省略する。部分鍵生成
部３０１３は、部分鍵生成アルゴリズムに従って、６４
ビットの入力鍵データから２５６ビットのビットデータ
を生成し、生成されたビットデータを各３２ビットずつ
の８組に分割し、部分鍵ＳＫ０〜ＳＫ７として保管す
る。ここで、部分鍵生成アルゴリズムは本発明の趣旨と
関係ないので、その説明を省略する。
【００１５】データ撹乱部３０１１は、換字テーブルデ
ータ生成部３０１４が生成した３２Ｋビット（テーブル
値３２ビット×１０２４個）の換字テーブルデータ、及
び、部分鍵生成部３０１３が生成した３２ビットの部分
鍵データを用いて、入力される６４ビットのデータにデ
ータ撹乱を繰り返し施し、６４ビットのデータを出力す
る。通常、この様なデータ撹乱処理が１６回繰り返され
ることにより暗号化が完了する。
ータ生成部３０１４が生成した３２Ｋビット（テーブル
値３２ビット×１０２４個）の換字テーブルデータ、及
び、部分鍵生成部３０１３が生成した３２ビットの部分
鍵データを用いて、入力される６４ビットのデータにデ
ータ撹乱を繰り返し施し、６４ビットのデータを出力す
る。通常、この様なデータ撹乱処理が１６回繰り返され
ることにより暗号化が完了する。
【００１６】段数制御部３０１２は、６４ビットの平文
データ（以下「平文ブロック」と記す）から６４ビット
の暗号文データ（以下「暗号文ブロック」と記す）が生
成されるまでに、データ撹乱部３０１１が繰り返し施す
データ撹乱の回数を制御する。そのために段数制御部３
０１２は、平文ブロック毎にデータ撹乱の回数をカウン
トし、予め定められた回数に満たない場合にはデータ撹
乱部３０１１の出力をデータ撹乱部３０１１に入力して
データ撹乱を繰り返し、予め指定された回数の場合には
暗号文ブロックとして出力する。
データ（以下「平文ブロック」と記す）から６４ビット
の暗号文データ（以下「暗号文ブロック」と記す）が生
成されるまでに、データ撹乱部３０１１が繰り返し施す
データ撹乱の回数を制御する。そのために段数制御部３
０１２は、平文ブロック毎にデータ撹乱の回数をカウン
トし、予め定められた回数に満たない場合にはデータ撹
乱部３０１１の出力をデータ撹乱部３０１１に入力して
データ撹乱を繰り返し、予め指定された回数の場合には
暗号文ブロックとして出力する。
【００１７】ここで、平文ブロックの一回目のデータ撹
乱には部分鍵ＳＫ０が用いられ、以下、データ撹乱が繰
り返し施される度に、ＳＫ１，ＳＫ２，…，ＳＫ７と順
に用いられる。勿論、ＳＫ７の後はＳＫ０が用いられ
る。図１５は、Ｂｌｏｗｆｉｓｈ暗号方式を用いたデー
タ復号化装置の構成を示す図である。
乱には部分鍵ＳＫ０が用いられ、以下、データ撹乱が繰
り返し施される度に、ＳＫ１，ＳＫ２，…，ＳＫ７と順
に用いられる。勿論、ＳＫ７の後はＳＫ０が用いられ
る。図１５は、Ｂｌｏｗｆｉｓｈ暗号方式を用いたデー
タ復号化装置の構成を示す図である。
【００１８】図１５に示すデータ復号化装置４０１０
は、データ撹乱部４０１１、段数制御部４０１２、部分
鍵生成部４０１３及び換字テーブルデータ生成部４０１
４を備える。換字テーブルデータ生成部４０１４は、図
１４の換字テーブルデータ生成部３０１４と同様であ
る。
は、データ撹乱部４０１１、段数制御部４０１２、部分
鍵生成部４０１３及び換字テーブルデータ生成部４０１
４を備える。換字テーブルデータ生成部４０１４は、図
１４の換字テーブルデータ生成部３０１４と同様であ
る。
【００１９】部分鍵生成部４０１３は、図１４の部分鍵
生成部３０１３と同様である。データ撹乱部４０１１
は、図１４のデータ撹乱部３０１１と同様である。段数
制御部４０１２は、暗号文ブロックから平文ブロックが
生成されるまでに、データ撹乱部４０１１が繰り返し施
すデータ撹乱の回数を制御する。段数制御部４０１２
は、暗号文ブロック毎にデータ撹乱の回数をカウント
し、予め定められた回数に満たない場合にはデータ撹乱
部４０１１の出力をデータ撹乱部４０１１に入力してデ
ータ撹乱を繰り返し、予め指定された回数の場合には平
文ブロックとして出力する。
生成部３０１３と同様である。データ撹乱部４０１１
は、図１４のデータ撹乱部３０１１と同様である。段数
制御部４０１２は、暗号文ブロックから平文ブロックが
生成されるまでに、データ撹乱部４０１１が繰り返し施
すデータ撹乱の回数を制御する。段数制御部４０１２
は、暗号文ブロック毎にデータ撹乱の回数をカウント
し、予め定められた回数に満たない場合にはデータ撹乱
部４０１１の出力をデータ撹乱部４０１１に入力してデ
ータ撹乱を繰り返し、予め指定された回数の場合には平
文ブロックとして出力する。
【００２０】ここで、暗号文ブロックの１回目のデータ
撹乱には部分鍵ＳＫ７が用いられ、以下、データ撹乱が
繰り返し施される度に、ＳＫ６，ＳＫ５，…，ＳＫ０と
順に用いられる。勿論、ＳＫ０の後はＳＫ７が用いられ
る。図１６は、図１４に示したＢｌｏｗｆｉｓｈ暗号方
式を用いたデータ撹乱部３０１１の詳細な構成を示す図
である。
撹乱には部分鍵ＳＫ７が用いられ、以下、データ撹乱が
繰り返し施される度に、ＳＫ６，ＳＫ５，…，ＳＫ０と
順に用いられる。勿論、ＳＫ０の後はＳＫ７が用いられ
る。図１６は、図１４に示したＢｌｏｗｆｉｓｈ暗号方
式を用いたデータ撹乱部３０１１の詳細な構成を示す図
である。
【００２１】図１６に示すデータ撹乱部３０１１は、第
１排他的論理和部３１１１、第２排他的論理和部３１１
２、及び、データ変換部３１１３を備える。 （データ撹乱部３０１１の説明を削除）第１排他的論理
和部３１１１は、３２ビットの部分鍵データと入力デー
タの上位３２ビット（図１６中の「Ｘ１」）とを対象に
ビット毎に排他的論理和演算を行ない、３２ビットの演
算値Ｓ０を出力する。この演算値Ｓ０は、データ変換部
３１１３に入力されると同時に、そのまま出力データの
下位側３２ビット（図１６中の「Ｙ０」）となる。
１排他的論理和部３１１１、第２排他的論理和部３１１
２、及び、データ変換部３１１３を備える。 （データ撹乱部３０１１の説明を削除）第１排他的論理
和部３１１１は、３２ビットの部分鍵データと入力デー
タの上位３２ビット（図１６中の「Ｘ１」）とを対象に
ビット毎に排他的論理和演算を行ない、３２ビットの演
算値Ｓ０を出力する。この演算値Ｓ０は、データ変換部
３１１３に入力されると同時に、そのまま出力データの
下位側３２ビット（図１６中の「Ｙ０」）となる。
【００２２】データ変換部３１１３は、一般にｆ関数と
呼ばれるものであり、ここでは、３２Ｋビットの換字テ
ーブルデータを用いて、３２ビットの演算値Ｓ０を変換
し、３２ビットの変換値Ｓ１を出力する。第２排他的論
理和部３１１２は、３２ビットの変換値Ｓ１と入力デー
タの下位側３２ビット（図１６中の「Ｘ０」）とを対象
にビット毎に排他的論理和演算を行ない、３２ビットの
演算値Ｙ１を出力する。この演算値Ｙ１は、そのまま出
力データの上位３２ビットとなる。
呼ばれるものであり、ここでは、３２Ｋビットの換字テ
ーブルデータを用いて、３２ビットの演算値Ｓ０を変換
し、３２ビットの変換値Ｓ１を出力する。第２排他的論
理和部３１１２は、３２ビットの変換値Ｓ１と入力デー
タの下位側３２ビット（図１６中の「Ｘ０」）とを対象
にビット毎に排他的論理和演算を行ない、３２ビットの
演算値Ｙ１を出力する。この演算値Ｙ１は、そのまま出
力データの上位３２ビットとなる。
【００２３】以下に、データ撹乱部３０１１の動作例を
示す。 （１）まず、６４ビットの入力データが３２ビットずつ
の２組の部分に分割される。分割された入力データの部
分の上位側をＸ１，下位側をＸ０と記す。 （２）第１排他的論理和部３１１１が、各３２ビットの
Ｘ１と部分鍵データとを対象にビット毎に排他的論理和
演算を行なう。ここで生成される３２ビットのデータを
Ｙ０と記す。このＹ０は出力データの下位３２ビットと
なる。
示す。 （１）まず、６４ビットの入力データが３２ビットずつ
の２組の部分に分割される。分割された入力データの部
分の上位側をＸ１，下位側をＸ０と記す。 （２）第１排他的論理和部３１１１が、各３２ビットの
Ｘ１と部分鍵データとを対象にビット毎に排他的論理和
演算を行なう。ここで生成される３２ビットのデータを
Ｙ０と記す。このＹ０は出力データの下位３２ビットと
なる。
【００２４】（３）データ変換部３１１３が、第１排他
的論理和部３１１１が生成したＳ０を変換して、３２ビ
ットのデータＳ１を出力する。 （４）第２排他的論理和部３１１２が、各３２ビットの
Ｘ０とＳ１とを対象にビット毎に排他的論理和演算を行
なう。ここで生成される３２ビットのデータをＹ１と記
す。このＹ１は出力データの上位３２ビットとなる。
的論理和部３１１１が生成したＳ０を変換して、３２ビ
ットのデータＳ１を出力する。 （４）第２排他的論理和部３１１２が、各３２ビットの
Ｘ０とＳ１とを対象にビット毎に排他的論理和演算を行
なう。ここで生成される３２ビットのデータをＹ１と記
す。このＹ１は出力データの上位３２ビットとなる。
【００２５】なお、上記の動作より出力されるＹ１、Ｙ
０は、図示されていないクロックに同期して６４ビット
の出力データとしてデータ撹乱部３０１１から出力され
る。図１７は、図１５に示したＢｌｏｗｆｉｓｈ暗号方
式を用いたデータ撹乱部４０１１の詳細な構成を示す図
である。図１７に示すデータ撹乱部４０１１は、第１排
他的論理和部４１１１、第２排他的論理和部４１１２、
及び、データ変換部４１１３を備える。
０は、図示されていないクロックに同期して６４ビット
の出力データとしてデータ撹乱部３０１１から出力され
る。図１７は、図１５に示したＢｌｏｗｆｉｓｈ暗号方
式を用いたデータ撹乱部４０１１の詳細な構成を示す図
である。図１７に示すデータ撹乱部４０１１は、第１排
他的論理和部４１１１、第２排他的論理和部４１１２、
及び、データ変換部４１１３を備える。
【００２６】第１排他的論理和部４１１１は、３２ビッ
トの部分鍵データと入力データの下位３２ビット（図１
７中の「Ｚ０」）とを対象にビット毎に排他的論理和演
算を行ない、３２ビットの演算値Ｗ１を出力する。この
入力データの下位３２ビットの「Ｚ０」は、データ変換
部４１１３に入力値Ｔ０として入力される。またこの演
算値Ｗ１は、そのまま出力データの上位側３２ビットと
なる。
トの部分鍵データと入力データの下位３２ビット（図１
７中の「Ｚ０」）とを対象にビット毎に排他的論理和演
算を行ない、３２ビットの演算値Ｗ１を出力する。この
入力データの下位３２ビットの「Ｚ０」は、データ変換
部４１１３に入力値Ｔ０として入力される。またこの演
算値Ｗ１は、そのまま出力データの上位側３２ビットと
なる。
【００２７】データ変換部４１１３は、データ変換部３
１１３と同様に一般にｆ関数と呼ばれるものであり、こ
こでは、３２Ｋビットの換字テーブルデータを用いて、
３２ビットの入力値Ｔ０を変換し、３２ビットの変換値
Ｔ１を出力する。第２排他的論理和部４１１２は、３２
ビットの変換値Ｔ１と入力データの上位側３２ビット
（図１７中の「Ｚ１」）とを対象にビット毎に排他的論
理和演算を行ない、３２ビットの演算値Ｗ０を出力す
る。この演算値Ｗ０は、そのまま出力データの下位３２
ビットとなる。
１１３と同様に一般にｆ関数と呼ばれるものであり、こ
こでは、３２Ｋビットの換字テーブルデータを用いて、
３２ビットの入力値Ｔ０を変換し、３２ビットの変換値
Ｔ１を出力する。第２排他的論理和部４１１２は、３２
ビットの変換値Ｔ１と入力データの上位側３２ビット
（図１７中の「Ｚ１」）とを対象にビット毎に排他的論
理和演算を行ない、３２ビットの演算値Ｗ０を出力す
る。この演算値Ｗ０は、そのまま出力データの下位３２
ビットとなる。
【００２８】データ撹乱部４０１１の動作は、データ撹
乱部３０１１と同様なので説明を省略する。図１８は、
図１６に示したデータ変換部３１１３の詳細な構成を示
す図である。図１８に示すデータ変換部３１１３は、第
１換字テーブルデータ保管部３２０１、第２換字テーブ
ルデータ保管部３２０２、第３換字テーブルデータ保管
部３２０３、第４換字テーブルデータ保管部３２０４、
第１加算部３２０５、第２加算部３２０６及び排他的論
理和部３２０７を備える。
乱部３０１１と同様なので説明を省略する。図１８は、
図１６に示したデータ変換部３１１３の詳細な構成を示
す図である。図１８に示すデータ変換部３１１３は、第
１換字テーブルデータ保管部３２０１、第２換字テーブ
ルデータ保管部３２０２、第３換字テーブルデータ保管
部３２０３、第４換字テーブルデータ保管部３２０４、
第１加算部３２０５、第２加算部３２０６及び排他的論
理和部３２０７を備える。
【００２９】３２Ｋビットの換字テーブルデータは、各
８Ｋビットの４組に分割される。３２ビットの入力デー
タＳ０は、各８ビットの４組に分割される。第１〜４換
字テーブルデータ保管部３２０１〜３２０４は、それぞ
れに対応する分割された８Ｋビットの換字テーブルデー
タを、上位から３２ビットずつの２５６個のテーブル値
に分割して保管し、それぞれＳ０が４分割された各８ビ
ットの入力に基づいて、この２５６個のテーブル値の１
個を特定して出力する。ここでは、第１換字テーブルデ
ータ保管部３２０１が保管する各３２ビットのテーブル
値を上位から順に、Ｔａｂ１［０］，Ｔａｂ１［１］，
…，Ｔａｂ１［２５５］とし、同様に、第２換字テーブ
ルデータ保管部３２０２が保管するテーブル値を、Ｔａ
ｂ２［０］，Ｔａｂ２［１］，…，Ｔａｂ２［２５
５］、第３換字テーブルデータ保管部３２０３が保管す
るテーブル値を、Ｔａｂ３［０］，Ｔａｂ３［１］，
…，Ｔａｂ３［２５５］、第４換字テーブルデータ保管
部３２０４が保管するテーブル値を、Ｔａｂ４［０］，
Ｔａｂ４［１］，…，Ｔａｂ４［２５５］とする。ま
た、第１〜４換字テーブルデータ保管部３２０１〜３２
０４に入力されるＳ０が分割された各８ビットを上位か
ら順に、Ｖ３，Ｖ２，Ｖ１，Ｖ０とする。
８Ｋビットの４組に分割される。３２ビットの入力デー
タＳ０は、各８ビットの４組に分割される。第１〜４換
字テーブルデータ保管部３２０１〜３２０４は、それぞ
れに対応する分割された８Ｋビットの換字テーブルデー
タを、上位から３２ビットずつの２５６個のテーブル値
に分割して保管し、それぞれＳ０が４分割された各８ビ
ットの入力に基づいて、この２５６個のテーブル値の１
個を特定して出力する。ここでは、第１換字テーブルデ
ータ保管部３２０１が保管する各３２ビットのテーブル
値を上位から順に、Ｔａｂ１［０］，Ｔａｂ１［１］，
…，Ｔａｂ１［２５５］とし、同様に、第２換字テーブ
ルデータ保管部３２０２が保管するテーブル値を、Ｔａ
ｂ２［０］，Ｔａｂ２［１］，…，Ｔａｂ２［２５
５］、第３換字テーブルデータ保管部３２０３が保管す
るテーブル値を、Ｔａｂ３［０］，Ｔａｂ３［１］，
…，Ｔａｂ３［２５５］、第４換字テーブルデータ保管
部３２０４が保管するテーブル値を、Ｔａｂ４［０］，
Ｔａｂ４［１］，…，Ｔａｂ４［２５５］とする。ま
た、第１〜４換字テーブルデータ保管部３２０１〜３２
０４に入力されるＳ０が分割された各８ビットを上位か
ら順に、Ｖ３，Ｖ２，Ｖ１，Ｖ０とする。
【００３０】第１加算部３２０５は、第１換字テーブル
データ保管部３２０１が出力する３２ビットのテーブル
値と、第２換字テーブルデータ保管部３２０２が出力す
る３２ビットのテーブル値とを算術加算演算し、繰り上
がり分を無視して下位３２ビットのデータのみを出力す
る。ここで第１換字テーブルデータ保管部３２０１が出
力する３２ビットのデータをＪ３、第２換字テーブルデ
ータ保管部３２０２が出力する３２ビットのデータをＪ
２、第１加算部３２０５が出力する３２ビットのデータ
をＱ０として式に表すと、 Ｑ０＝（Ｊ３ ＋ Ｊ２） ｍｏｄ （２＾３２） となる。ここで、「ａ＾ｂ」はａのｂ乗を意味し、「α
ｍｏｄ β」 は、αをβで割った余りを意味するもの
とし、以下同様とする。
データ保管部３２０１が出力する３２ビットのテーブル
値と、第２換字テーブルデータ保管部３２０２が出力す
る３２ビットのテーブル値とを算術加算演算し、繰り上
がり分を無視して下位３２ビットのデータのみを出力す
る。ここで第１換字テーブルデータ保管部３２０１が出
力する３２ビットのデータをＪ３、第２換字テーブルデ
ータ保管部３２０２が出力する３２ビットのデータをＪ
２、第１加算部３２０５が出力する３２ビットのデータ
をＱ０として式に表すと、 Ｑ０＝（Ｊ３ ＋ Ｊ２） ｍｏｄ （２＾３２） となる。ここで、「ａ＾ｂ」はａのｂ乗を意味し、「α
ｍｏｄ β」 は、αをβで割った余りを意味するもの
とし、以下同様とする。
【００３１】排他的論理和部３２０７は、上記Ｑ０と第
３換字テーブルデータ保管部３２０３が出力する３２ビ
ットのデータとを対象に排他的論理和演算を行なって３
２ビットのデータを出力する。ここで第３換字テーブル
データ保管部３２０３が出力する３２ビットのデータを
Ｊ１、排他的論理和部３２０７が出力する３２ビットの
データをＱ１として式に表すと、 Ｑ１＝Ｑ０（＋）Ｊ１ となる。ここで、「α（＋）β」は、αとβとを対象に
ビット毎に排他的論理和演算を行なうことを意味するも
のとし、以下同様とする。
３換字テーブルデータ保管部３２０３が出力する３２ビ
ットのデータとを対象に排他的論理和演算を行なって３
２ビットのデータを出力する。ここで第３換字テーブル
データ保管部３２０３が出力する３２ビットのデータを
Ｊ１、排他的論理和部３２０７が出力する３２ビットの
データをＱ１として式に表すと、 Ｑ１＝Ｑ０（＋）Ｊ１ となる。ここで、「α（＋）β」は、αとβとを対象に
ビット毎に排他的論理和演算を行なうことを意味するも
のとし、以下同様とする。
【００３２】第２加算部３２０６は、上記Ｑ１と第４換
字テーブルデータ保管部３２０４が出力する３２ビット
のデータとを算術加算演算し、繰り上がり分を無視して
下位３２ビットのデータのみを出力する。ここで第４換
字テーブルデータ保管部３２０４が出力する３２ビット
のデータをＪ０、第２加算部３２０６が出力する３２ビ
ットのデータをＱ２として式に表すと、 Ｑ２＝（Ｑ１ ＋ Ｊ０） ｍｏｄ （２＾３２） となる。
字テーブルデータ保管部３２０４が出力する３２ビット
のデータとを算術加算演算し、繰り上がり分を無視して
下位３２ビットのデータのみを出力する。ここで第４換
字テーブルデータ保管部３２０４が出力する３２ビット
のデータをＪ０、第２加算部３２０６が出力する３２ビ
ットのデータをＱ２として式に表すと、 Ｑ２＝（Ｑ１ ＋ Ｊ０） ｍｏｄ （２＾３２） となる。
【００３３】第２加算部３２０６の出力Ｑ２が、データ
変換部３１１３の出力Ｓ１である。以下に、データ変換
部３１１３の動作例を示す。 （１）入力されたテーブル値３２ビット×１０２４個の
換字テーブルデータがテーブル値３２ビット×２５６個
ずつの４組に分割される。ここで分割された換字テーブ
ルデータを上位から順にＲ３，Ｒ２，Ｒ１，Ｒ０と記
す。Ｒ３，Ｒ２，Ｒ１，Ｒ０は、それぞれ第１換字テー
ブルデータ保管部３２０１、第２換字テーブルデータ保
管部３２０２、第３換字テーブルデータ保管部３２０
３、第４換字テーブルデータ保管部３２０４に保管され
る。
変換部３１１３の出力Ｓ１である。以下に、データ変換
部３１１３の動作例を示す。 （１）入力されたテーブル値３２ビット×１０２４個の
換字テーブルデータがテーブル値３２ビット×２５６個
ずつの４組に分割される。ここで分割された換字テーブ
ルデータを上位から順にＲ３，Ｒ２，Ｒ１，Ｒ０と記
す。Ｒ３，Ｒ２，Ｒ１，Ｒ０は、それぞれ第１換字テー
ブルデータ保管部３２０１、第２換字テーブルデータ保
管部３２０２、第３換字テーブルデータ保管部３２０
３、第４換字テーブルデータ保管部３２０４に保管され
る。
【００３４】（２）入力された３２ビットの入力データ
が８ビットずつの４組の部分に分割される。ここで分割
された入力データの各部分を上位から順に、Ｖ３，Ｖ
２，Ｖ１，Ｖ０と記す。 （３） 第１〜４換字テーブルデータ保管部３２０１〜
３２０４は、それぞれＳ０が４分割された各８ビットの
入力に基づいて、それぞれが保管する２５６個のテーブ
ル値の１個を特定してそれぞれ出力する。ここで出力さ
れたテーブル値を、順にＪ３，Ｊ２，Ｊ１，Ｊ０と記
す。
が８ビットずつの４組の部分に分割される。ここで分割
された入力データの各部分を上位から順に、Ｖ３，Ｖ
２，Ｖ１，Ｖ０と記す。 （３） 第１〜４換字テーブルデータ保管部３２０１〜
３２０４は、それぞれＳ０が４分割された各８ビットの
入力に基づいて、それぞれが保管する２５６個のテーブ
ル値の１個を特定してそれぞれ出力する。ここで出力さ
れたテーブル値を、順にＪ３，Ｊ２，Ｊ１，Ｊ０と記
す。
【００３５】（４）第１加算部３２０５が、Ｊ３とＪ２
とを算術加算演算し、繰り上がり分を無視して下位３２
ビットのデータＱ０を出力する。 （５）排他的論理和部３２０７が、Ｑ０とＪ１とを対象
に排他的論理和演算を行ない３２ビットのデータＱ１を
出力する。 （６）第２加算部３２０６が、Ｑ１とＪ０とを算術加算
演算し、繰り上がり分を無視して下位３２ビットのデー
タＱ２（＝Ｓ１）を出力する。
とを算術加算演算し、繰り上がり分を無視して下位３２
ビットのデータＱ０を出力する。 （５）排他的論理和部３２０７が、Ｑ０とＪ１とを対象
に排他的論理和演算を行ない３２ビットのデータＱ１を
出力する。 （６）第２加算部３２０６が、Ｑ１とＪ０とを算術加算
演算し、繰り上がり分を無視して下位３２ビットのデー
タＱ２（＝Ｓ１）を出力する。
【００３６】上記に説明した様なデータ撹乱部３０１１
を備えたデータ暗号化方式の安全性は、データ変換部３
１１３での変換操作のデータ撹乱機能に大きく依存して
いる。データ変換部３１１３は、それぞれが独立に処理
を行なう４種類の換字テーブルデータ保管部３２０１〜
３２０４を用いるので、高い安全性が得られる。よっ
て、暗号解読や能動的な不正行為に対して強くなってい
る。
を備えたデータ暗号化方式の安全性は、データ変換部３
１１３での変換操作のデータ撹乱機能に大きく依存して
いる。データ変換部３１１３は、それぞれが独立に処理
を行なう４種類の換字テーブルデータ保管部３２０１〜
３２０４を用いるので、高い安全性が得られる。よっ
て、暗号解読や能動的な不正行為に対して強くなってい
る。
【００３７】図１７に示したデータ変換部４１１３の詳
細な構成は、データ変換部３１１３と同様なので、その
説明を省略する。 （第３の従来例）ブロック暗号方式に対する代表的な解
読法として、差分解読法及び線形解読法がある。第３の
従来例はこれらの解読法に対する安全性を強化する目的
で考案された暗号方式である。なお、差分解読法及び形
解読法の詳細については、それぞれ E.Biham, A.Shamir
著,''Differential Cryptanalysis of the Data Encryp
tion Standard,''Springer-Verlag. 及び 松井充著,''
ＤＥＳ暗号の線形 解読法（Ｉ）,''１９９３年暗号と情
報セキュリティシンポジウム（ＳＣＩＳ’ ９３）予稿
集SCIS93-3C.に記載されている。
細な構成は、データ変換部３１１３と同様なので、その
説明を省略する。 （第３の従来例）ブロック暗号方式に対する代表的な解
読法として、差分解読法及び線形解読法がある。第３の
従来例はこれらの解読法に対する安全性を強化する目的
で考案された暗号方式である。なお、差分解読法及び形
解読法の詳細については、それぞれ E.Biham, A.Shamir
著,''Differential Cryptanalysis of the Data Encryp
tion Standard,''Springer-Verlag. 及び 松井充著,''
ＤＥＳ暗号の線形 解読法（Ｉ）,''１９９３年暗号と情
報セキュリティシンポジウム（ＳＣＩＳ’ ９３）予稿
集SCIS93-3C.に記載されている。
【００３８】差分解読法及び線形解読法は、いずれも同
一の鍵データを用いた平文と暗号文とのペアを多数用意
し、それらを解析することによって暗号化に用いられた
鍵データを求める既知平文攻撃の一種である。これらの
暗号解読は、解読すべき暗号文の各ブロックが常に同一
の鍵データを用いて暗号化されていることを前提とす
る。
一の鍵データを用いた平文と暗号文とのペアを多数用意
し、それらを解析することによって暗号化に用いられた
鍵データを求める既知平文攻撃の一種である。これらの
暗号解読は、解読すべき暗号文の各ブロックが常に同一
の鍵データを用いて暗号化されていることを前提とす
る。
【００３９】よって、複数の平文ブロックを暗号化する
場合に、平文ブロック毎に異なる鍵データを用いて暗号
化を行えば、これらの解読法に対する安全性は強化され
る。ここで、平文のブロック数と同じ数の鍵データを用
意するとなると、鍵データが平文のブロック数に比例し
て多くなるので現実的ではない。そこで、１ブロック前
の暗号文のブロックを「可変情報」として利用し、鍵デ
ータを更新する方式が、特許１２５００７７号鍵連鎖方
式／ＵＳ４０７４０６６（Message verification and t
ransmission error detection by block chaining）に
おいて開示されている。この特許では、平文のブロック
数と同じ数の鍵データを用意することなく、１ブロック
の暗号化毎に鍵データを更新できる。すなわち、１つの
鍵データを元に、ブロック毎に異なる鍵データを生成し
て用いるので、鍵データを増やさずに差分解読法及び線
形解読法に対する安全性が強化される。
場合に、平文ブロック毎に異なる鍵データを用いて暗号
化を行えば、これらの解読法に対する安全性は強化され
る。ここで、平文のブロック数と同じ数の鍵データを用
意するとなると、鍵データが平文のブロック数に比例し
て多くなるので現実的ではない。そこで、１ブロック前
の暗号文のブロックを「可変情報」として利用し、鍵デ
ータを更新する方式が、特許１２５００７７号鍵連鎖方
式／ＵＳ４０７４０６６（Message verification and t
ransmission error detection by block chaining）に
おいて開示されている。この特許では、平文のブロック
数と同じ数の鍵データを用意することなく、１ブロック
の暗号化毎に鍵データを更新できる。すなわち、１つの
鍵データを元に、ブロック毎に異なる鍵データを生成し
て用いるので、鍵データを増やさずに差分解読法及び線
形解読法に対する安全性が強化される。
【００４０】
【発明が解決しようとする課題】しかしながら、第２の
従来例におけるデータ撹乱部３０１１は、３２Ｋビット
もの膨大な換字テーブルデータを保管する必要があるた
めに、ハードウェア及びソフトウェアの両面における実
装の簡便性という点において問題があり、また、膨大な
換字テーブルデータを生成するには、それなりの処理時
間がかかる点において問題がある。かといって、単に換
字テーブルデータのデータ量を削減すると、安全性を損
なうことになりかねないので好ましくない。
従来例におけるデータ撹乱部３０１１は、３２Ｋビット
もの膨大な換字テーブルデータを保管する必要があるた
めに、ハードウェア及びソフトウェアの両面における実
装の簡便性という点において問題があり、また、膨大な
換字テーブルデータを生成するには、それなりの処理時
間がかかる点において問題がある。かといって、単に換
字テーブルデータのデータ量を削減すると、安全性を損
なうことになりかねないので好ましくない。
【００４１】さらに、第２の従来例に示した様なＢｌｏ
ｗｆｉｓｈ暗号方式に、第３の従来例の鍵連鎖方式を用
いた場合、以下のような問題が生じる。上述の様に第２
の従来例のＢｌｏｗｆｉｓｈ暗号方式は、入力鍵データ
を元に３２Ｋビットの換字テーブルデータを生成して暗
号化に用いており、第３の従来例の鍵連鎖方式は１ブロ
ック分の平文を暗号化するたびに入力鍵データを更新す
る。従って、Ｂｌｏｗｆｉｓｈ暗号方式に鍵連鎖方式を
用いた場合には、１ブロック分の平文を暗号化するたび
に換字テーブルデータを生成することになる。換字テー
ブルデータはデータ量が３２Ｋビットと膨大であるた
め、その生成の処置に係るプロセッサの負担は大きく、
頻繁に換字テーブルデータの生成が行われると暗号処理
に係る処理速度は大幅に低下する。かといって、単に換
字テーブルデータの生成頻度を削減すると、安全性を損
なうことになりかねないので好ましくない。
ｗｆｉｓｈ暗号方式に、第３の従来例の鍵連鎖方式を用
いた場合、以下のような問題が生じる。上述の様に第２
の従来例のＢｌｏｗｆｉｓｈ暗号方式は、入力鍵データ
を元に３２Ｋビットの換字テーブルデータを生成して暗
号化に用いており、第３の従来例の鍵連鎖方式は１ブロ
ック分の平文を暗号化するたびに入力鍵データを更新す
る。従って、Ｂｌｏｗｆｉｓｈ暗号方式に鍵連鎖方式を
用いた場合には、１ブロック分の平文を暗号化するたび
に換字テーブルデータを生成することになる。換字テー
ブルデータはデータ量が３２Ｋビットと膨大であるた
め、その生成の処置に係るプロセッサの負担は大きく、
頻繁に換字テーブルデータの生成が行われると暗号処理
に係る処理速度は大幅に低下する。かといって、単に換
字テーブルデータの生成頻度を削減すると、安全性を損
なうことになりかねないので好ましくない。
【００４２】これらのことは、Ｂｌｏｗｆｉｓｈ暗号方
式に限らず、入力鍵に基づいて換字テーブルデータを生
成して暗号処理に用いるブロック暗号方式に共通する問
題である。そこで、本発明はかかる問題点に鑑みてなさ
れたものであり、Ｂｌｏｗｆｉｓｈ暗号方式などの入力
鍵に基づいて換字テーブルデータを生成して暗号処置に
用いるブロック暗号方式において、換字テーブルデータ
のデータ量や生成頻度を削減することで高速な処理を実
現し、且つ、安全性を損なわない暗号処理装置、暗号処
理方法、暗号処理プログラムを記憶した記憶媒体を提供
することを目的とする。
式に限らず、入力鍵に基づいて換字テーブルデータを生
成して暗号処理に用いるブロック暗号方式に共通する問
題である。そこで、本発明はかかる問題点に鑑みてなさ
れたものであり、Ｂｌｏｗｆｉｓｈ暗号方式などの入力
鍵に基づいて換字テーブルデータを生成して暗号処置に
用いるブロック暗号方式において、換字テーブルデータ
のデータ量や生成頻度を削減することで高速な処理を実
現し、且つ、安全性を損なわない暗号処理装置、暗号処
理方法、暗号処理プログラムを記憶した記憶媒体を提供
することを目的とする。
【００４３】
【課題を解決するための手段】上記目的を達成するため
に、本発明に係る暗号処理装置は、換字データを用いて
入力データに暗号処理を施し出力データを生成する暗号
処理装置であって、Ｎ及びＭを２以上の整数とした場
合、所定ビットの換字データを（２＾Ｎ）個保管する保
管手段と、（Ｎ×Ｍ）ビットの入力データをＭ個に等分
して各Ｎビットの分割データをＭ個生成する分割手段
と、分割手段が生成したＭ個の分割データ又はそれらの
分割データに合成処理を施して生成した入力合成データ
を入力としＮビットの入力毎に保管手段が保管する（２
＾Ｎ）個の換字データから前記所定ビットの換字データ
を１個特定して出力する換字手段と、換字手段が出力し
た換字データが入力され複数の異なる固定変換を施すこ
とによって前記所定ビットの変換データをＭ個生成する
固定変換手段と、固定変換手段が生成したＭ個の変換デ
ータに基づいて（Ｎ×Ｍ）ビットの出力データを生成す
る出力データ生成手段とを備えることを特徴とする。
に、本発明に係る暗号処理装置は、換字データを用いて
入力データに暗号処理を施し出力データを生成する暗号
処理装置であって、Ｎ及びＭを２以上の整数とした場
合、所定ビットの換字データを（２＾Ｎ）個保管する保
管手段と、（Ｎ×Ｍ）ビットの入力データをＭ個に等分
して各Ｎビットの分割データをＭ個生成する分割手段
と、分割手段が生成したＭ個の分割データ又はそれらの
分割データに合成処理を施して生成した入力合成データ
を入力としＮビットの入力毎に保管手段が保管する（２
＾Ｎ）個の換字データから前記所定ビットの換字データ
を１個特定して出力する換字手段と、換字手段が出力し
た換字データが入力され複数の異なる固定変換を施すこ
とによって前記所定ビットの変換データをＭ個生成する
固定変換手段と、固定変換手段が生成したＭ個の変換デ
ータに基づいて（Ｎ×Ｍ）ビットの出力データを生成す
る出力データ生成手段とを備えることを特徴とする。
【００４４】これによって、少ない換字テーブルデータ
で高い安全性を得ることができる。また、本発明に係る
暗号処理装置は、前記保管手段が保管する換字データの
所定ビットは（Ｎ×Ｍ）ビットであり、前記換字手段は
前記分割手段が生成したＭ個の分割データのそれぞれに
基づいて保管手段が保管する（２＾Ｎ）個の換字データ
からそれぞれ１個を特定し各（Ｎ×Ｍ）ビットの換字デ
ータをＭ個出力し、前記固定変換手段は換字手段が出力
したＭ個の換字データにそれぞれ異なる固定変換を施す
ことによって、（Ｎ×Ｍ）ビットの変換データをＭ個生
成し、前記出力データ生成手段は固定変換手段が生成し
たＭ個の変換データの全てを対象に合成処理を施すこと
によって、（Ｎ×Ｍ）ビットの出力データを生成するこ
とを特徴とすることもできる。
で高い安全性を得ることができる。また、本発明に係る
暗号処理装置は、前記保管手段が保管する換字データの
所定ビットは（Ｎ×Ｍ）ビットであり、前記換字手段は
前記分割手段が生成したＭ個の分割データのそれぞれに
基づいて保管手段が保管する（２＾Ｎ）個の換字データ
からそれぞれ１個を特定し各（Ｎ×Ｍ）ビットの換字デ
ータをＭ個出力し、前記固定変換手段は換字手段が出力
したＭ個の換字データにそれぞれ異なる固定変換を施す
ことによって、（Ｎ×Ｍ）ビットの変換データをＭ個生
成し、前記出力データ生成手段は固定変換手段が生成し
たＭ個の変換データの全てを対象に合成処理を施すこと
によって、（Ｎ×Ｍ）ビットの出力データを生成するこ
とを特徴とすることもできる。
【００４５】これによって、安全性を損なうことなく換
字テーブルデータを従来の１／Ｍに削減できる。また、
本発明に係る暗号処理装置は、 前記保管手段が保管す
る換字データの所定ビットはＮビットであり、前記換字
手段は前記分割手段が生成したＭ個の分割データの全て
を対象に全体合成処理を施すことによってＮビットの入
力合成データを生成する入力合成手段を含みＮビットの
入力合成データに基づいて保管手段が保管する（２＾
Ｎ）個の換字データから１個を特定しＮビットの換字デ
ータを出力し、前記固定変換手段は換字手段が出力した
換字データに異なるＭ個の固定変換を個々に施すことに
よってＮビットの変換データをＭ個生成し、前記出力デ
ータ生成手段は、前記分割手段が生成したＭ個の分割デ
ータの内の１個と前記固定変換手段が生成したＭ個の変
換データの内の１個とを対象に個別合成処理をそれぞれ
施すことによってＮビットの出力合成データをＭ個生成
する出力合成手段と、前記出力合成手段が生成した各Ｎ
ビットのＭ個の出力合成データを連結処理を施すことに
よって（Ｎ×Ｍ）ビットの出力データを生成する連結手
段とを含むことを特徴とすることもできる。
字テーブルデータを従来の１／Ｍに削減できる。また、
本発明に係る暗号処理装置は、 前記保管手段が保管す
る換字データの所定ビットはＮビットであり、前記換字
手段は前記分割手段が生成したＭ個の分割データの全て
を対象に全体合成処理を施すことによってＮビットの入
力合成データを生成する入力合成手段を含みＮビットの
入力合成データに基づいて保管手段が保管する（２＾
Ｎ）個の換字データから１個を特定しＮビットの換字デ
ータを出力し、前記固定変換手段は換字手段が出力した
換字データに異なるＭ個の固定変換を個々に施すことに
よってＮビットの変換データをＭ個生成し、前記出力デ
ータ生成手段は、前記分割手段が生成したＭ個の分割デ
ータの内の１個と前記固定変換手段が生成したＭ個の変
換データの内の１個とを対象に個別合成処理をそれぞれ
施すことによってＮビットの出力合成データをＭ個生成
する出力合成手段と、前記出力合成手段が生成した各Ｎ
ビットのＭ個の出力合成データを連結処理を施すことに
よって（Ｎ×Ｍ）ビットの出力データを生成する連結手
段とを含むことを特徴とすることもできる。
【００４６】これによって、安全性を損なうことなく換
字テーブルデータを従来の１／Ｍ／Ｍに削減できる。上
記目的を達成するために、本発明に係る暗号処理装置
は、換字テーブルデータを作成しこれを用いて入力デー
タに暗号処理を施し出力データを生成する暗号処理装置
であって、鍵データを保持する鍵データ保持手段と、換
字テーブルデータを保持する換字テーブルデータ保持手
段と、入力データを所定のビット数のブロック単位に分
割し入力ブロックとして順次出力するブロック化手段
と、所定数の入力ブロックに暗号処理を施した後で次の
入力ブロックに暗号処理を施す場合に換字テーブルデー
タを作成し換字テーブルデータ保持手段に保持された換
字テーブルデータを作成した換字テーブルデータに更新
する換字テーブルデータ作成手段と、前の入力ブロック
に暗号処理を施した後で次の入力ブロックに暗号処理を
施す場合には鍵データ保持手段に保持された鍵データに
前の入力ブロックに暗号処理を施した際に暗号処理手段
が生成した出力ブロックを用いてビット変換を施し鍵デ
ータを変換する鍵データ変換手段と、換字テーブルデー
タ保持手段に保持された換字テーブルデータと前記鍵デ
ータとを用いてブロック化手段が順次出力する入力ブロ
ックに暗号処理を施すことによって順次出力ブロックを
生成する暗号処理手段とを備える。
字テーブルデータを従来の１／Ｍ／Ｍに削減できる。上
記目的を達成するために、本発明に係る暗号処理装置
は、換字テーブルデータを作成しこれを用いて入力デー
タに暗号処理を施し出力データを生成する暗号処理装置
であって、鍵データを保持する鍵データ保持手段と、換
字テーブルデータを保持する換字テーブルデータ保持手
段と、入力データを所定のビット数のブロック単位に分
割し入力ブロックとして順次出力するブロック化手段
と、所定数の入力ブロックに暗号処理を施した後で次の
入力ブロックに暗号処理を施す場合に換字テーブルデー
タを作成し換字テーブルデータ保持手段に保持された換
字テーブルデータを作成した換字テーブルデータに更新
する換字テーブルデータ作成手段と、前の入力ブロック
に暗号処理を施した後で次の入力ブロックに暗号処理を
施す場合には鍵データ保持手段に保持された鍵データに
前の入力ブロックに暗号処理を施した際に暗号処理手段
が生成した出力ブロックを用いてビット変換を施し鍵デ
ータを変換する鍵データ変換手段と、換字テーブルデー
タ保持手段に保持された換字テーブルデータと前記鍵デ
ータとを用いてブロック化手段が順次出力する入力ブロ
ックに暗号処理を施すことによって順次出力ブロックを
生成する暗号処理手段とを備える。
【００４７】また、換字テーブルデータを作成しこれを
用いて入力データに暗号処理を施し出力データを生成す
る暗号処理装置であって、鍵データを保持する鍵データ
保持手段と、換字テーブルデータを保持する換字テーブ
ルデータ保持手段と、入力データを所定のビット数のブ
ロック単位に分割し入力ブロックとして順次出力するブ
ロック化手段と、所定数の入力ブロックに暗号処理を施
した後で次の入力ブロックに暗号処理を施す場合に換字
テーブルデータを作成し換字テーブルデータ保持手段に
保持された換字テーブルデータを作成した換字テーブル
データに更新する換字テーブルデータ作成手段と、前の
入力ブロックに暗号処理を施した後で次の入力ブロック
に暗号処理を施す場合には鍵データ保持手段に保持され
た鍵データに前の入力ブロックを用いてビット変換を施
し鍵データを変換する鍵データ変換手段と、換字テーブ
ルデータ保持手段に保持された換字テーブルデータと前
記鍵データとを用いてブロック化手段が順次出力する入
力ブロックに暗号処理を施すことによって順次出力ブロ
ックを生成する暗号処理手段とを備えるものであっても
よい。
用いて入力データに暗号処理を施し出力データを生成す
る暗号処理装置であって、鍵データを保持する鍵データ
保持手段と、換字テーブルデータを保持する換字テーブ
ルデータ保持手段と、入力データを所定のビット数のブ
ロック単位に分割し入力ブロックとして順次出力するブ
ロック化手段と、所定数の入力ブロックに暗号処理を施
した後で次の入力ブロックに暗号処理を施す場合に換字
テーブルデータを作成し換字テーブルデータ保持手段に
保持された換字テーブルデータを作成した換字テーブル
データに更新する換字テーブルデータ作成手段と、前の
入力ブロックに暗号処理を施した後で次の入力ブロック
に暗号処理を施す場合には鍵データ保持手段に保持され
た鍵データに前の入力ブロックを用いてビット変換を施
し鍵データを変換する鍵データ変換手段と、換字テーブ
ルデータ保持手段に保持された換字テーブルデータと前
記鍵データとを用いてブロック化手段が順次出力する入
力ブロックに暗号処理を施すことによって順次出力ブロ
ックを生成する暗号処理手段とを備えるものであっても
よい。
【００４８】また、換字テーブルデータを作成しこれを
用いて入力データに暗号処理を施し出力データを生成す
る暗号処理装置であって、鍵データを保持する鍵データ
保持手段と、換字テーブルデータを保持する換字テーブ
ルデータ保持手段と、入力データを所定のビット数のブ
ロック単位に分割し入力ブロックとして順次出力するブ
ロック化手段と、所定数の入力ブロックに暗号処理を施
した後で次の入力ブロックに暗号処理を施す場合に換字
テーブルデータを作成し換字テーブルデータ保持手段に
保持された換字テーブルデータを作成した換字テーブル
データに更新する換字テーブルデータ作成手段と、一個
の入力ブロックに暗号処理を施した後で次の入力ブロッ
クに暗号処理を施す場合には鍵データ保持手段に保持さ
れた鍵データに前の入力ブロックに暗号処理を施す間に
暗号処理手段が生成した中間ブロックを用いてビット変
換を施し鍵データを変換する鍵データ変換手段と、換字
テーブルデータ保持手段に保持された換字テーブルデー
タと前記鍵データとを用いてブロック化手段が順次出力
する入力ブロックに暗号処理を施すことによって順次暗
号処理の過程で得られる中間ブロックと暗号処理の結果
に得られる出力ブロックとを生成する暗号処理手段とを
備えるものであってもよい。
用いて入力データに暗号処理を施し出力データを生成す
る暗号処理装置であって、鍵データを保持する鍵データ
保持手段と、換字テーブルデータを保持する換字テーブ
ルデータ保持手段と、入力データを所定のビット数のブ
ロック単位に分割し入力ブロックとして順次出力するブ
ロック化手段と、所定数の入力ブロックに暗号処理を施
した後で次の入力ブロックに暗号処理を施す場合に換字
テーブルデータを作成し換字テーブルデータ保持手段に
保持された換字テーブルデータを作成した換字テーブル
データに更新する換字テーブルデータ作成手段と、一個
の入力ブロックに暗号処理を施した後で次の入力ブロッ
クに暗号処理を施す場合には鍵データ保持手段に保持さ
れた鍵データに前の入力ブロックに暗号処理を施す間に
暗号処理手段が生成した中間ブロックを用いてビット変
換を施し鍵データを変換する鍵データ変換手段と、換字
テーブルデータ保持手段に保持された換字テーブルデー
タと前記鍵データとを用いてブロック化手段が順次出力
する入力ブロックに暗号処理を施すことによって順次暗
号処理の過程で得られる中間ブロックと暗号処理の結果
に得られる出力ブロックとを生成する暗号処理手段とを
備えるものであってもよい。
【００４９】これによって、鍵データより生成される換
字テーブルデータは１ブロックを処理する毎には生成さ
れないが、鍵データは１ブロックを処理する毎に変換さ
れる。
字テーブルデータは１ブロックを処理する毎には生成さ
れないが、鍵データは１ブロックを処理する毎に変換さ
れる。
【００５０】
【発明の実施の形態】（実施の形態１）図１８に示す第
１〜第４換字テーブルデータ保管部３２０１〜３２０４
が保管する換字テーブルデータを共有することにする
と、データ変換部３１１３に入力する換字テーブルデー
タは１／４に削減されるが、以下の点において安全性に
問題が生じる。
１〜第４換字テーブルデータ保管部３２０１〜３２０４
が保管する換字テーブルデータを共有することにする
と、データ変換部３１１３に入力する換字テーブルデー
タは１／４に削減されるが、以下の点において安全性に
問題が生じる。
【００５１】図１８において例えば、Ｖ２＝Ｖ３の場合
に、換字テーブルデータが共有であるとＪ２＝Ｊ３とな
るので、第１加算部３２０５が同じ値を算術加算演算す
る事になり、この様な暗号システムはデータ撹乱能力が
低く、安全性が低い。本発明の実施の形態１は、１つの
換字テーブルデータから複数の出力を得、異なる回数の
ローテーションや異なる定数の足し算等の固定変換を各
出力に施して使用することで、換字テーブルデータのデ
ータ量を削減しつつ安全性を損なわないで暗号化及び復
号化（以下、暗号化及び復号化を総称して「暗号処理」
と記す）を行なうことを実現する暗号処理装置である。
に、換字テーブルデータが共有であるとＪ２＝Ｊ３とな
るので、第１加算部３２０５が同じ値を算術加算演算す
る事になり、この様な暗号システムはデータ撹乱能力が
低く、安全性が低い。本発明の実施の形態１は、１つの
換字テーブルデータから複数の出力を得、異なる回数の
ローテーションや異なる定数の足し算等の固定変換を各
出力に施して使用することで、換字テーブルデータのデ
ータ量を削減しつつ安全性を損なわないで暗号化及び復
号化（以下、暗号化及び復号化を総称して「暗号処理」
と記す）を行なうことを実現する暗号処理装置である。
【００５２】図１は、本発明の実施の形態１における暗
号通信システムの構成を示す図である。以下、図中の二
重線で囲まれた構成要素（ここでは、データ暗号化装置
１０及びデータ復号化装置２０）は別の図面においてさ
らに詳細な図に展開されていることを示す。
号通信システムの構成を示す図である。以下、図中の二
重線で囲まれた構成要素（ここでは、データ暗号化装置
１０及びデータ復号化装置２０）は別の図面においてさ
らに詳細な図に展開されていることを示す。
【００５３】図１に示す暗号通信システムは、送信機１
及び受信機２を備える。送信機１及び受信機２は、例え
ば、デジタル画像情報を送受信するビデオサーバシステ
ムのサーバ及び端末等である。送信機１は、データ暗号
化装置１０及び送信部１１を備える。データ暗号化装置
１０は、２５６ビットの鍵データ及び８Ｋビット（テー
ブル値３２ビット×２５６個）の換字テーブルデータを
用いて、６４ビット単位で平文データに暗号処理を施し
て暗号文データを生成する。ここで平文データは、例え
ばデジタル符号化された音声または画像情報等であり、
鍵データ及び換字テーブルデータは、予め送信機１と受
信機２とが秘密に共有するものである。
及び受信機２を備える。送信機１及び受信機２は、例え
ば、デジタル画像情報を送受信するビデオサーバシステ
ムのサーバ及び端末等である。送信機１は、データ暗号
化装置１０及び送信部１１を備える。データ暗号化装置
１０は、２５６ビットの鍵データ及び８Ｋビット（テー
ブル値３２ビット×２５６個）の換字テーブルデータを
用いて、６４ビット単位で平文データに暗号処理を施し
て暗号文データを生成する。ここで平文データは、例え
ばデジタル符号化された音声または画像情報等であり、
鍵データ及び換字テーブルデータは、予め送信機１と受
信機２とが秘密に共有するものである。
【００５４】送信部１１は、データ暗号化装置１０が生
成した暗号文データを、並列to直列変換、変調及び増幅
して生成した送信信号を伝送路３に送出する。受信機２
は、データ復号化装置２０及び受信部２１を備える。受
信部２１は、送信部１１から送出された送信信号を伝送
路３を介して受信し、送信部１１と逆の処理を施して暗
号文データを復元する。
成した暗号文データを、並列to直列変換、変調及び増幅
して生成した送信信号を伝送路３に送出する。受信機２
は、データ復号化装置２０及び受信部２１を備える。受
信部２１は、送信部１１から送出された送信信号を伝送
路３を介して受信し、送信部１１と逆の処理を施して暗
号文データを復元する。
【００５５】データ復号化装置２０は、２５６ビットの
鍵データ及び８Ｋビット（テーブル値３２ビット×２５
６個）の換字テーブルデータを用いて、６４ビット単位
で暗号文データに暗号処理を施して復号文データ（＝平
文データ）を生成する。ここで生成された復号文データ
は、例えばデジタル符号化された音声又は画像情報等で
あり、専用のデコーダ（図示せず）でデコードされてス
ピーカ又はディスプレイで再生される。
鍵データ及び８Ｋビット（テーブル値３２ビット×２５
６個）の換字テーブルデータを用いて、６４ビット単位
で暗号文データに暗号処理を施して復号文データ（＝平
文データ）を生成する。ここで生成された復号文データ
は、例えばデジタル符号化された音声又は画像情報等で
あり、専用のデコーダ（図示せず）でデコードされてス
ピーカ又はディスプレイで再生される。
【００５６】図２は、図１に示すデータ暗号化装置１０
の詳細な構成を示す図である。データ暗号化装置１０
は、データ撹乱部１０１、段数制御部１０２及び鍵制御
部１０３を備える。鍵制御部１０３は、２５６ビットの
鍵データを上位から３２ビットずつ８組のデータに分割
して部分鍵Ｋ０〜Ｋ７を生成し、データ撹乱部１０１に
新しい処理対象のブロックが入力される場合毎に、部分
鍵Ｋ０〜Ｋ７を順にデータ撹乱部１０１に出力する。勿
論、Ｋ７の後はＫ０を出力する。
の詳細な構成を示す図である。データ暗号化装置１０
は、データ撹乱部１０１、段数制御部１０２及び鍵制御
部１０３を備える。鍵制御部１０３は、２５６ビットの
鍵データを上位から３２ビットずつ８組のデータに分割
して部分鍵Ｋ０〜Ｋ７を生成し、データ撹乱部１０１に
新しい処理対象のブロックが入力される場合毎に、部分
鍵Ｋ０〜Ｋ７を順にデータ撹乱部１０１に出力する。勿
論、Ｋ７の後はＫ０を出力する。
【００５７】データ撹乱部１０１は、８Ｋビットの換字
テーブルデータ及び３２ビットの部分鍵データを用い
て、６４ビットのデータにデータ撹乱を施し、６４ビッ
トのデータを出力する。段数制御部１０２は、平文ブロ
ックから暗号文ブロックが生成されるまでに、データ撹
乱部１０１が繰り返し施すデータ撹乱の回数を制御す
る。段数制御部１０２は、平文ブロック毎にデータ撹乱
の回数をカウントし、予め定められた回数に満たない場
合にはデータ撹乱部１０１の出力をデータ撹乱部１０１
に入力してデータ撹乱を繰り返し、予め指定された回数
の場合には暗号文ブロックとして出力する。ここでは、
予め指定された回数を８回とする。
テーブルデータ及び３２ビットの部分鍵データを用い
て、６４ビットのデータにデータ撹乱を施し、６４ビッ
トのデータを出力する。段数制御部１０２は、平文ブロ
ックから暗号文ブロックが生成されるまでに、データ撹
乱部１０１が繰り返し施すデータ撹乱の回数を制御す
る。段数制御部１０２は、平文ブロック毎にデータ撹乱
の回数をカウントし、予め定められた回数に満たない場
合にはデータ撹乱部１０１の出力をデータ撹乱部１０１
に入力してデータ撹乱を繰り返し、予め指定された回数
の場合には暗号文ブロックとして出力する。ここでは、
予め指定された回数を８回とする。
【００５８】図３は、図１に示すデータ復号化装置２０
の詳細な構成を示す図である。データ復号化装置２０
は、データ撹乱部２０１、段数制御部２０２及び鍵制御
部２０３を備える。鍵制御部２０３は、２５６ビットの
鍵データを上位から３２ビットずつ８組のデータに分割
して部分鍵Ｋ０〜Ｋ７を生成し、データ撹乱部２０１に
新しい処理対象のブロックが入力される度に、部分鍵Ｋ
７〜Ｋ０の順にデータ撹乱部２０１に出力する。勿論、
Ｋ０の後はＫ７を出力する。
の詳細な構成を示す図である。データ復号化装置２０
は、データ撹乱部２０１、段数制御部２０２及び鍵制御
部２０３を備える。鍵制御部２０３は、２５６ビットの
鍵データを上位から３２ビットずつ８組のデータに分割
して部分鍵Ｋ０〜Ｋ７を生成し、データ撹乱部２０１に
新しい処理対象のブロックが入力される度に、部分鍵Ｋ
７〜Ｋ０の順にデータ撹乱部２０１に出力する。勿論、
Ｋ０の後はＫ７を出力する。
【００５９】データ撹乱部２０１は、図２のデータ撹乱
部１０１と同様である。段数制御部２０２は、暗号文ブ
ロックから６４ビットの復号文データ（以下「復号文ブ
ロック」と記す）が生成されるまでに、データ撹乱部２
０１が繰り返し施すデータ撹乱の回数を制御する。段数
制御部２０２は、暗号文ブロック毎にデータ撹乱の回数
をカウントし、予め定められた回数に満たない場合には
データ撹乱部２０１の出力をデータ撹乱部２０１に入力
してデータ撹乱を繰り返し、予め指定された回数の場合
には復号文ブロックとして出力する。ここでは、予め指
定された回数を８回とする。
部１０１と同様である。段数制御部２０２は、暗号文ブ
ロックから６４ビットの復号文データ（以下「復号文ブ
ロック」と記す）が生成されるまでに、データ撹乱部２
０１が繰り返し施すデータ撹乱の回数を制御する。段数
制御部２０２は、暗号文ブロック毎にデータ撹乱の回数
をカウントし、予め定められた回数に満たない場合には
データ撹乱部２０１の出力をデータ撹乱部２０１に入力
してデータ撹乱を繰り返し、予め指定された回数の場合
には復号文ブロックとして出力する。ここでは、予め指
定された回数を８回とする。
【００６０】図４は、図２に示すデータ撹乱部１０１の
詳細な構成を示す図である。データ撹乱部１０１は、第
１排他的論理和部１０１１、第２排他的論理和部１０１
２及びデータ変換部３００を備える。図４に示すデータ
撹乱部１０１は、図１６に示すデータ撹乱部３０１１と
類似している。
詳細な構成を示す図である。データ撹乱部１０１は、第
１排他的論理和部１０１１、第２排他的論理和部１０１
２及びデータ変換部３００を備える。図４に示すデータ
撹乱部１０１は、図１６に示すデータ撹乱部３０１１と
類似している。
【００６１】第１排他的論理和部１０１１は、図１６に
示す第１排他的論理和部３１１１と同様である。第２排
他的論理和部１０１２は、図１６に示す第２排他的論理
和部３１１２と同様である。データ変換部３００は、８
Ｋビットの換字テーブルデータを用いて、３２ビットの
演算値Ｓ０を変換し、３２ビットの変換値Ｓ１を出力す
る。
示す第１排他的論理和部３１１１と同様である。第２排
他的論理和部１０１２は、図１６に示す第２排他的論理
和部３１１２と同様である。データ変換部３００は、８
Ｋビットの換字テーブルデータを用いて、３２ビットの
演算値Ｓ０を変換し、３２ビットの変換値Ｓ１を出力す
る。
【００６２】図５は、図３に示すデータ撹乱部２０１の
詳細な構成を示す図である。データ撹乱部２０１は、第
１排他的論理和部２０１１、第２排他的論理和部２０１
２及びデータ変換部３０１を備える。図５に示すデータ
撹乱部２０１は、図１７に示すデータ撹乱部４０１１と
類似している。
詳細な構成を示す図である。データ撹乱部２０１は、第
１排他的論理和部２０１１、第２排他的論理和部２０１
２及びデータ変換部３０１を備える。図５に示すデータ
撹乱部２０１は、図１７に示すデータ撹乱部４０１１と
類似している。
【００６３】第１排他的論理和部２０１１は、図１７に
示す第１排他的論理和部４１１１と同様である。第２排
他的論理和部２０１２は、図１７に示す第２排他的論理
和部４１１２と同様である。データ変換部３０１は、図
４に示すデータ変換部３００と同様である。
示す第１排他的論理和部４１１１と同様である。第２排
他的論理和部２０１２は、図１７に示す第２排他的論理
和部４１１２と同様である。データ変換部３０１は、図
４に示すデータ変換部３００と同様である。
【００６４】図６は、図４に示すデータ変換部３００の
詳細な構成を示す図である。データ変換部３００は、換
字テーブルデータ保管部３００１、第１テーブル値変換
部３００２、第２テーブル値変換部３００３、第３テー
ブル値変換部３００４、第１加算部３００５、第２加算
部３００６及び排他的論理和部３００７を備える。
詳細な構成を示す図である。データ変換部３００は、換
字テーブルデータ保管部３００１、第１テーブル値変換
部３００２、第２テーブル値変換部３００３、第３テー
ブル値変換部３００４、第１加算部３００５、第２加算
部３００６及び排他的論理和部３００７を備える。
【００６５】３２ビットの入力データＳ０は、各８ビッ
トの４組に分割される。換字テーブルデータ保管部３０
０１は、入力される８Ｋビットの換字テーブルデータ
を、上位から３２ビットずつの２５６個のテーブル値に
分割して保管し、Ｓ０が４分割された各８ビットの入力
それぞれに基づいて、この２５６個のテーブル値の４個
を特定して出力する。ここでは、換字テーブルデータ保
管部３００１が保管する各３２ビットのテーブル値を上
位から順に、Ｔａｂ［０］，Ｔａｂ［１］，…，Ｔａｂ
［２５５］とする。また、換字テーブルデータ保管部３
００１に入力されるＳ０が分割された各８ビットを、上
位から順にＡ３，Ａ２，Ａ１，Ａ０とし、対応する出力
をＢ３，Ｂ２，Ｂ１，Ｂ０とする。
トの４組に分割される。換字テーブルデータ保管部３０
０１は、入力される８Ｋビットの換字テーブルデータ
を、上位から３２ビットずつの２５６個のテーブル値に
分割して保管し、Ｓ０が４分割された各８ビットの入力
それぞれに基づいて、この２５６個のテーブル値の４個
を特定して出力する。ここでは、換字テーブルデータ保
管部３００１が保管する各３２ビットのテーブル値を上
位から順に、Ｔａｂ［０］，Ｔａｂ［１］，…，Ｔａｂ
［２５５］とする。また、換字テーブルデータ保管部３
００１に入力されるＳ０が分割された各８ビットを、上
位から順にＡ３，Ａ２，Ａ１，Ａ０とし、対応する出力
をＢ３，Ｂ２，Ｂ１，Ｂ０とする。
【００６６】第１テーブル値変換部３００２は、入力さ
れる３２ビットのテーブル値Ｂ２を、上位方向へ１ビッ
トの巡回ビットシフト変換して、３２ビットの変換デー
タＣ２を出力する。第２テーブル値変換部３００３は、
入力される３２ビットのテーブル値Ｂ１を、上位方向へ
２ビットの巡回ビットシフト変換して、３２ビットの変
換データＣ１を出力する。
れる３２ビットのテーブル値Ｂ２を、上位方向へ１ビッ
トの巡回ビットシフト変換して、３２ビットの変換デー
タＣ２を出力する。第２テーブル値変換部３００３は、
入力される３２ビットのテーブル値Ｂ１を、上位方向へ
２ビットの巡回ビットシフト変換して、３２ビットの変
換データＣ１を出力する。
【００６７】第３テーブル値変換部３００４は、入力さ
れる３２ビットのテーブル値Ｂ０を、上位方向へ３ビッ
トの巡回ビットシフト変換して、３２ビットの変換デー
タＣ０を出力する。第１加算部３００５は、換字テーブ
ルデータ保管部３００１が出力する３２ビットのテーブ
ル値Ｂ３と、第１テーブル値変換部３００２が出力する
３２ビットのテーブル値Ｃ２とを算術加算演算し、３２
ビット目以上の繰り上がり分を無視して３２ビットのデ
ータＤ０を出力する。
れる３２ビットのテーブル値Ｂ０を、上位方向へ３ビッ
トの巡回ビットシフト変換して、３２ビットの変換デー
タＣ０を出力する。第１加算部３００５は、換字テーブ
ルデータ保管部３００１が出力する３２ビットのテーブ
ル値Ｂ３と、第１テーブル値変換部３００２が出力する
３２ビットのテーブル値Ｃ２とを算術加算演算し、３２
ビット目以上の繰り上がり分を無視して３２ビットのデ
ータＤ０を出力する。
【００６８】これを式に表すと、 Ｄ０＝（Ｂ３ ＋ Ｃ２） ｍｏｄ （２＾３２） となる。排他的論理和部３００７は、上記Ｄ０と第２テ
ーブル値変換部３００３が出力する３２ビットのテーブ
ル値Ｃ１とを対象に排他的論理和を行なって、３２ビッ
トのデータＤ１を出力する。
ーブル値変換部３００３が出力する３２ビットのテーブ
ル値Ｃ１とを対象に排他的論理和を行なって、３２ビッ
トのデータＤ１を出力する。
【００６９】これを式に表すと、 Ｄ１＝Ｄ０（＋）Ｃ１ となる。第２加算部３００６は、上記Ｄ１と第３テーブ
ル値変換部３００４が出力する３２ビットのテーブル値
Ｃ０とを算術加算演算し、３２ビット目以上の繰り上が
り分を無視して３２ビットのデータＤ２を出力する。
ル値変換部３００４が出力する３２ビットのテーブル値
Ｃ０とを算術加算演算し、３２ビット目以上の繰り上が
り分を無視して３２ビットのデータＤ２を出力する。
【００７０】これを式に表すと、 Ｄ２＝（Ｄ１ ＋ Ｃ０） ｍｏｄ （２＾３２） となる。第２加算部３００６の出力Ｄ２が、データ変換
部３００の出力Ｓ１である。以下に、データ変換部３０
０の動作例を示す。
部３００の出力Ｓ１である。以下に、データ変換部３０
０の動作例を示す。
【００７１】（１）入力された８Ｋビット（テーブル値
３２ビット×２５６個）の換字テーブルデータが、換字
テーブルデータ保管部３００１に保管される。 （２）入力された３２ビットの入力データが８ビットず
つの４組に分割される。ここで分割される入力データは
上位から順に、Ａ３，Ａ２，Ａ１，Ａ０である （３）換字テーブルデータ保管部３００１は、Ｓ０が４
分割された各８ビットの入力それぞれに基づいて、この
２５６個のテーブル値の４個を特定し、各３２ビットの
テーブル値を４個出力する。ここで出力されるデータ
は、Ｂ３，Ｂ２，Ｂ１，Ｂ０である。
３２ビット×２５６個）の換字テーブルデータが、換字
テーブルデータ保管部３００１に保管される。 （２）入力された３２ビットの入力データが８ビットず
つの４組に分割される。ここで分割される入力データは
上位から順に、Ａ３，Ａ２，Ａ１，Ａ０である （３）換字テーブルデータ保管部３００１は、Ｓ０が４
分割された各８ビットの入力それぞれに基づいて、この
２５６個のテーブル値の４個を特定し、各３２ビットの
テーブル値を４個出力する。ここで出力されるデータ
は、Ｂ３，Ｂ２，Ｂ１，Ｂ０である。
【００７２】（４）第１テーブル値変換部３００２がテ
ーブル値Ｂ２を上位方向へ１ビットの巡回ビットシフト
変換して変換データＣ２を出力し、第２テーブル値変換
部３００３がテーブル値Ｂ１を上位方向へ２ビットの巡
回ビットシフト変換して変換データＣ１を出力し、第３
テーブル値変換部３００４がテーブル値Ｂ０を上位方向
へ３ビットの巡回ビットシフト変換して変換データＣ０
を出力する。
ーブル値Ｂ２を上位方向へ１ビットの巡回ビットシフト
変換して変換データＣ２を出力し、第２テーブル値変換
部３００３がテーブル値Ｂ１を上位方向へ２ビットの巡
回ビットシフト変換して変換データＣ１を出力し、第３
テーブル値変換部３００４がテーブル値Ｂ０を上位方向
へ３ビットの巡回ビットシフト変換して変換データＣ０
を出力する。
【００７３】（５）第１加算部３００５が、テーブル値
Ｂ３とテーブル値Ｃ２とを算術加算演算し、繰り上がり
分を無視して下位３２ビットのデータＤ０を出力する。 （６）排他的論理和部３００７が、上記Ｄ０とテーブル
値Ｃ１とを対象に排他的論理和を行ない３２ビットのデ
ータＤ１を出力する。 （７）第２加算部３００６が、上記Ｄ１とテーブル値Ｃ
０とを算術加算演算し、繰り上がり分を無視して下位３
２ビットのデータＤ２（＝Ｓ１）を出力する。
Ｂ３とテーブル値Ｃ２とを算術加算演算し、繰り上がり
分を無視して下位３２ビットのデータＤ０を出力する。 （６）排他的論理和部３００７が、上記Ｄ０とテーブル
値Ｃ１とを対象に排他的論理和を行ない３２ビットのデ
ータＤ１を出力する。 （７）第２加算部３００６が、上記Ｄ１とテーブル値Ｃ
０とを算術加算演算し、繰り上がり分を無視して下位３
２ビットのデータＤ２（＝Ｓ１）を出力する。
【００７４】上記に説明した様なデータ撹乱部１０１を
備えたデータ暗号化方式の安全性は、データ変換部３０
０での変換操作のデータ撹乱機能に大きく依存してい
る。データ変換部３００は、１つの換字テーブルデータ
保管部３００１を用いて４個のテーブル値を得、そのう
ち３個に第１〜第３テーブル値変換部３００２〜３００
４でそれぞれシフトビット数が異なる巡回ビットシフト
変換をするので、１つの換字テーブルデータでありなが
ら、４種類の換字テーブルデータ保管部を用いる場合に
準ずる高い安全性が得られる。
備えたデータ暗号化方式の安全性は、データ変換部３０
０での変換操作のデータ撹乱機能に大きく依存してい
る。データ変換部３００は、１つの換字テーブルデータ
保管部３００１を用いて４個のテーブル値を得、そのう
ち３個に第１〜第３テーブル値変換部３００２〜３００
４でそれぞれシフトビット数が異なる巡回ビットシフト
変換をするので、１つの換字テーブルデータでありなが
ら、４種類の換字テーブルデータ保管部を用いる場合に
準ずる高い安全性が得られる。
【００７５】よって、暗号解読や能動的な不正行為に対
して強くなっている。図５に示したデータ変換部３０１
の詳細な構成は、データ変換部３００と同様なので、そ
の説明を省略する。以下に、図４に示すデータ撹乱部１
０１で暗号化された平文データが図５に示すデータ撹乱
部２０１で復号化される原理について説明する。
して強くなっている。図５に示したデータ変換部３０１
の詳細な構成は、データ変換部３００と同様なので、そ
の説明を省略する。以下に、図４に示すデータ撹乱部１
０１で暗号化された平文データが図５に示すデータ撹乱
部２０１で復号化される原理について説明する。
【００７６】先に説明したように、図４に示すデータ撹
乱部１０１中のＸ１、Ｘ０、Ｙ１、Ｙ０、Ｓ０、及び、
Ｓ１の間には以下のような関係が成り立つ。以下、３２
ビットの部分鍵データをＫｉ、８Ｋビットの換字テーブ
ルデータをＲ、（＋）を排他的論理和演算とする。また
ここで、Ｆ（Ｒ，α）をテーブル値がＲで入力データが
αである時のデータ変換部３００の出力とする。
乱部１０１中のＸ１、Ｘ０、Ｙ１、Ｙ０、Ｓ０、及び、
Ｓ１の間には以下のような関係が成り立つ。以下、３２
ビットの部分鍵データをＫｉ、８Ｋビットの換字テーブ
ルデータをＲ、（＋）を排他的論理和演算とする。また
ここで、Ｆ（Ｒ，α）をテーブル値がＲで入力データが
αである時のデータ変換部３００の出力とする。
【００７７】 Ｓ０＝Ｋｉ（＋）Ｘ１ −（式４） Ｓ１＝Ｆ（Ｒ，Ｓ０） −（式５） Ｙ１＝Ｓ１（＋）Ｘ０ −（式６） Ｙ０＝Ｓ０ −（式７） 図５に示すデータ撹乱部２０１中のＺ１、Ｚ０、Ｗ１、
Ｗ０、及び、Ｔ１の間には以下のような関係が成り立
つ。
Ｗ０、及び、Ｔ１の間には以下のような関係が成り立
つ。
【００７８】 Ｔ１＝Ｆ（Ｒ，Ｚ０） −（式８） Ｗ１＝Ｋｉ（＋）Ｚ０ −（式９） Ｗ０＝Ｔ１（＋）Ｚ１ −（式１０） ここで、データ撹乱部１０１の出力データをデータ撹乱
部２０１の入力データとする場合を考える。つまり、 Ｙ１＝Ｚ１ −（式１１） Ｙ０＝Ｚ０ −（式１２） とする。
部２０１の入力データとする場合を考える。つまり、 Ｙ１＝Ｚ１ −（式１１） Ｙ０＝Ｚ０ −（式１２） とする。
【００７９】（１）（式７）と（式１２）から Ｙ０＝Ｚ０＝Ｓ０ −（式１３） （２）（式１３）より、（式９）は Ｗ１＝Ｋｉ（＋）Ｓ０ −（式１４） （３）ここで以下のような排他的論理和の性質を利用す
る。
る。
【００８０】 β（＋）｛β（＋）γ｝＝γ −（式１５） （式１４）に（式４）を代入し、（式１５）を用いる
と、 Ｗ１＝Ｋｉ（＋）｛Ｋｉ（＋）Ｘ１｝＝Ｘ１ −（式１６） （４）（式８）と（式１３）から Ｔ１＝Ｆ（Ｒ，Ｓ０） −（式１７） （５）（式１７）と（式５）から Ｓ１＝Ｔ１ −（式１８） （６）（式１１）と（式１８）から（式１０）は Ｗ０＝Ｓ１（＋）Ｙ１ −（式１９） （７）（式６）を（式１９）に代入し、（式１５）を用
いると Ｗ０＝Ｓ１（＋）｛Ｓ１（＋）Ｘ０｝＝Ｘ０ −（式２０） （式１６）と（式２０）とから、データ撹乱部１０１で
暗号化された平文データがデータ撹乱部２０１で復号化
されることがわかる。
と、 Ｗ１＝Ｋｉ（＋）｛Ｋｉ（＋）Ｘ１｝＝Ｘ１ −（式１６） （４）（式８）と（式１３）から Ｔ１＝Ｆ（Ｒ，Ｓ０） −（式１７） （５）（式１７）と（式５）から Ｓ１＝Ｔ１ −（式１８） （６）（式１１）と（式１８）から（式１０）は Ｗ０＝Ｓ１（＋）Ｙ１ −（式１９） （７）（式６）を（式１９）に代入し、（式１５）を用
いると Ｗ０＝Ｓ１（＋）｛Ｓ１（＋）Ｘ０｝＝Ｘ０ −（式２０） （式１６）と（式２０）とから、データ撹乱部１０１で
暗号化された平文データがデータ撹乱部２０１で復号化
されることがわかる。
【００８１】以下に、図２に示すデータ暗号化装置１０
で暗号化された平文データが図３に示すデータ復号化装
置２０で復号化される原理について説明する。まず、デ
ータ暗号化装置１０において、２５６ビットの鍵データ
Ｋ及び８Ｋビットの換字テーブルデータＲを用いて、平
文ブロックＡに暗号処理を施して暗号文ブロックＡを生
成する動作について説明する。
で暗号化された平文データが図３に示すデータ復号化装
置２０で復号化される原理について説明する。まず、デ
ータ暗号化装置１０において、２５６ビットの鍵データ
Ｋ及び８Ｋビットの換字テーブルデータＲを用いて、平
文ブロックＡに暗号処理を施して暗号文ブロックＡを生
成する動作について説明する。
【００８２】鍵制御部１０３により、データ撹乱部１０
１に３２ビットの部分鍵データが、Ｋ０，Ｋ１，…，Ｋ
６，Ｋ７の順で入力される。また、平文ブロックＡの暗
号処理中は、１組の換字テーブルデータＲが繰り返し用
いられる。データ撹乱部１０１は、部分鍵データＫ０及
び換字テーブルデータＲを用いて平文ブロックＡにデー
タ撹乱を施して中間ブロックＡ１を生成し、部分鍵デー
タＫ１及び換字テーブルデータＲを用いて中間ブロック
Ａ１にデータ撹乱を施して中間ブロックＡ２を生成す
る。
１に３２ビットの部分鍵データが、Ｋ０，Ｋ１，…，Ｋ
６，Ｋ７の順で入力される。また、平文ブロックＡの暗
号処理中は、１組の換字テーブルデータＲが繰り返し用
いられる。データ撹乱部１０１は、部分鍵データＫ０及
び換字テーブルデータＲを用いて平文ブロックＡにデー
タ撹乱を施して中間ブロックＡ１を生成し、部分鍵デー
タＫ１及び換字テーブルデータＲを用いて中間ブロック
Ａ１にデータ撹乱を施して中間ブロックＡ２を生成す
る。
【００８３】以下同様に部分鍵データＫ２〜Ｋ７及び換
字テーブルデータＲを用いて中間ブロックＡ２〜Ａ６に
データ撹乱を施して暗号文ブロックＡを生成する。次
に、データ復号化装置２０において、上記鍵データＫ及
び上記換字テーブルデータＲを用いて、データ暗号化装
置１０が生成した暗号文ブロックＡに暗号処理を施して
復号文ブロックＡ（＝平文ブロックＡ）を生成する動作
について説明する。
字テーブルデータＲを用いて中間ブロックＡ２〜Ａ６に
データ撹乱を施して暗号文ブロックＡを生成する。次
に、データ復号化装置２０において、上記鍵データＫ及
び上記換字テーブルデータＲを用いて、データ暗号化装
置１０が生成した暗号文ブロックＡに暗号処理を施して
復号文ブロックＡ（＝平文ブロックＡ）を生成する動作
について説明する。
【００８４】鍵制御部２０３により、データ撹乱部２０
１に３２ビットの部分鍵データが、Ｋ７，Ｋ６，…，Ｋ
１，Ｋ０の順で入力される。また、暗号文ブロックＡの
暗号処理中は、１組の換字テーブルデータＲが繰り返し
用いられる。データ撹乱部２０１は、部分鍵データＫ７
及び換字テーブルデータＲを用いて暗号文ブロックＡに
データ撹乱を施して中間ブロックＡ６を生成し、部分鍵
データＫ６及び換字テーブルデータＲを用いて中間ブロ
ックＡ６にデータ撹乱を施して中間ブロックＡ５を生成
する。
１に３２ビットの部分鍵データが、Ｋ７，Ｋ６，…，Ｋ
１，Ｋ０の順で入力される。また、暗号文ブロックＡの
暗号処理中は、１組の換字テーブルデータＲが繰り返し
用いられる。データ撹乱部２０１は、部分鍵データＫ７
及び換字テーブルデータＲを用いて暗号文ブロックＡに
データ撹乱を施して中間ブロックＡ６を生成し、部分鍵
データＫ６及び換字テーブルデータＲを用いて中間ブロ
ックＡ６にデータ撹乱を施して中間ブロックＡ５を生成
する。
【００８５】以下同様に部分鍵データＫ５〜Ｋ０及び換
字テーブルデータＲを用いて中間ブロックＡ５〜Ａ１に
データ撹乱を施して復号文データＡを生成する。以上の
ことから、図２に示すデータ暗号化装置１０で暗号化さ
れた平文データが図３に示すデータ復号化装置２０で復
号化されることがわかる。ここで、データ暗号化装置１
０の安全性について述べる。
字テーブルデータＲを用いて中間ブロックＡ５〜Ａ１に
データ撹乱を施して復号文データＡを生成する。以上の
ことから、図２に示すデータ暗号化装置１０で暗号化さ
れた平文データが図３に示すデータ復号化装置２０で復
号化されることがわかる。ここで、データ暗号化装置１
０の安全性について述べる。
【００８６】図１８に示すような従来のデータ変換部３
１１３と比較して、図６に示すような本実施の形態のデ
ータ変換部３００は、換字テーブルデータを共有してい
るにもかかわらず、第１テーブル値変換部３００２〜第
３テーブル値変換部３００４を追加することで、擬似的
に４つの換字テーブルデータを保持するのと同等の効果
を得ている。例えば、図６においてＡ２＝Ａ３の場合に
は、換字テーブルデータが共有なのでＢ２＝Ｂ３となる
が、Ｂ２は第１テーブル値変換部３００２によって別の
値Ｃ２に変換されるので、第１加算部３００５が同じ値
を算術加算演算する事はない。従って、この様な暗号シ
ステムはデータ撹乱能力が低くならず、安全性も保たれ
る。
１１３と比較して、図６に示すような本実施の形態のデ
ータ変換部３００は、換字テーブルデータを共有してい
るにもかかわらず、第１テーブル値変換部３００２〜第
３テーブル値変換部３００４を追加することで、擬似的
に４つの換字テーブルデータを保持するのと同等の効果
を得ている。例えば、図６においてＡ２＝Ａ３の場合に
は、換字テーブルデータが共有なのでＢ２＝Ｂ３となる
が、Ｂ２は第１テーブル値変換部３００２によって別の
値Ｃ２に変換されるので、第１加算部３００５が同じ値
を算術加算演算する事はない。従って、この様な暗号シ
ステムはデータ撹乱能力が低くならず、安全性も保たれ
る。
【００８７】従って、本実施の形態のデータ変換部３０
０を有する暗号処理装置は、安全性を損なうことなく、
従来のデータ変換部３１１３を有する従来の暗号処理装
置よりも保管する換字テーブルデータのデータ量を１／
４に削減している。以上のように、本発明は、Ｂｌｏｗ
ｆｉｓｈ暗号方式などの換字テーブルデータを用いるブ
ロック暗号方式において、保管すべきデータ量を大幅に
削減することでハードウェア／ソフトウェア両面での実
装を簡便とし、且つ、高い安全性を保っている。 （実施の形態２）本発明の実施の形態２は、１つの換字
テーブルデータを使用して１つの換字データを出力し、
異なる回数のローテーションや異なる定数の足し算等の
固定変換を、１つの出力にそれぞれ施して複数の出力を
得、それらを使用することで、換字テーブルデータのデ
ータ量を削減しつつ安全性を損なわないことを実現する
暗号処理装置である。
０を有する暗号処理装置は、安全性を損なうことなく、
従来のデータ変換部３１１３を有する従来の暗号処理装
置よりも保管する換字テーブルデータのデータ量を１／
４に削減している。以上のように、本発明は、Ｂｌｏｗ
ｆｉｓｈ暗号方式などの換字テーブルデータを用いるブ
ロック暗号方式において、保管すべきデータ量を大幅に
削減することでハードウェア／ソフトウェア両面での実
装を簡便とし、且つ、高い安全性を保っている。 （実施の形態２）本発明の実施の形態２は、１つの換字
テーブルデータを使用して１つの換字データを出力し、
異なる回数のローテーションや異なる定数の足し算等の
固定変換を、１つの出力にそれぞれ施して複数の出力を
得、それらを使用することで、換字テーブルデータのデ
ータ量を削減しつつ安全性を損なわないことを実現する
暗号処理装置である。
【００８８】本発明の実施の形態２は実施の形態１のデ
ータ変換部３００がデータ変換部５００に、データ変換
部３０１がデータ変換部５０１に入れ代わる。また、用
いられる換字テーブルデータのデータ量が実施の形態２
では２Ｋビットであり、実施の形態１の４分の１となっ
ている。図７は、図４に示すデータ変換部５００の詳細
な構成を示す図である。
ータ変換部３００がデータ変換部５００に、データ変換
部３０１がデータ変換部５０１に入れ代わる。また、用
いられる換字テーブルデータのデータ量が実施の形態２
では２Ｋビットであり、実施の形態１の４分の１となっ
ている。図７は、図４に示すデータ変換部５００の詳細
な構成を示す図である。
【００８９】データ変換部５００は、換字テーブルデー
タ保管部５００１、第１入力変換部５００２、第２入力
変換部５００３、第３入力変換部５００４、第４入力変
換部５００５、第１排他的論理和部５００６、第２排他
的論理和部５００７、第３排他的論理和部５００８、第
１テーブル値変換部５００９、第２テーブル値変換部５
０１０、第３テーブル値変換部５０１１、第１加算部５
０１２、第２加算部５０１３、第３値加算部５０１４及
び第４加算部５０１５を備える。
タ保管部５００１、第１入力変換部５００２、第２入力
変換部５００３、第３入力変換部５００４、第４入力変
換部５００５、第１排他的論理和部５００６、第２排他
的論理和部５００７、第３排他的論理和部５００８、第
１テーブル値変換部５００９、第２テーブル値変換部５
０１０、第３テーブル値変換部５０１１、第１加算部５
０１２、第２加算部５０１３、第３値加算部５０１４及
び第４加算部５０１５を備える。
【００９０】入力されたデータ３２ビットは、上位から
８ビットずつの４組に分割される。ここでは、Ｓ０が４
分割された各８ビットを、順にＥ３，Ｅ２，Ｅ１，Ｅ０
とする。第１入力変換部５００２は、上記Ｅ３を、上位
方向へ１ビットの巡回ビットシフト変換して、８ビット
の変換データＦ３を出力する。
８ビットずつの４組に分割される。ここでは、Ｓ０が４
分割された各８ビットを、順にＥ３，Ｅ２，Ｅ１，Ｅ０
とする。第１入力変換部５００２は、上記Ｅ３を、上位
方向へ１ビットの巡回ビットシフト変換して、８ビット
の変換データＦ３を出力する。
【００９１】第２入力変換部５００３は、上記Ｅ２を、
上位方向へ２ビットの巡回ビットシフト変換して、８ビ
ットの変換データＦ２を出力する。第３入力変換部５０
０４は、上記Ｅ１を、上位方向へ３ビットの巡回ビット
シフト変換して、８ビットの変換データＦ１を出力す
る。第１排他的論理和部５００６は、第１入力変換部５
００２が出力する変換データＦ３と、第２入力変換部５
００３が出力する変換データＦ２とを対象に排他的論理
和を行なって、８ビットのデータＧ２を出力する。
上位方向へ２ビットの巡回ビットシフト変換して、８ビ
ットの変換データＦ２を出力する。第３入力変換部５０
０４は、上記Ｅ１を、上位方向へ３ビットの巡回ビット
シフト変換して、８ビットの変換データＦ１を出力す
る。第１排他的論理和部５００６は、第１入力変換部５
００２が出力する変換データＦ３と、第２入力変換部５
００３が出力する変換データＦ２とを対象に排他的論理
和を行なって、８ビットのデータＧ２を出力する。
【００９２】第２排他的論理和部５００７は、第１排他
的論理和部５００６が出力するデータＧ２と、第３入力
変換部５００４が出力する変換データＦ１とを対象に排
他的論理和を行なって、８ビットのデータＧ１を出力す
る。第４入力変換部５００５は、第２排他的論理和部５
００７が出力するデータＧ１を、上位方向へ５ビットの
巡回ビットシフト変換して、８ビットの変換データＦ０
を出力する。
的論理和部５００６が出力するデータＧ２と、第３入力
変換部５００４が出力する変換データＦ１とを対象に排
他的論理和を行なって、８ビットのデータＧ１を出力す
る。第４入力変換部５００５は、第２排他的論理和部５
００７が出力するデータＧ１を、上位方向へ５ビットの
巡回ビットシフト変換して、８ビットの変換データＦ０
を出力する。
【００９３】第３排他的論理和部５００８は、上記Ｅ０
と、第４入力変換部５００５が出力する変換データＦ０
とを対象に排他的論理和を行なって、８ビットのデータ
Ｇ０を出力する。換字テーブルデータ保管部５００１
は、入力される２Ｋビットの換字テーブルデータを、上
位から８ビットずつの２５６個のテーブル値に分割して
保管し、第３排他的論理和部５００８が出力するデータ
Ｇ０に基づいて、この２５６個のテーブル値の１個を特
定して出力する。ここでは、この出力をテーブル値Ｈ０
とする。
と、第４入力変換部５００５が出力する変換データＦ０
とを対象に排他的論理和を行なって、８ビットのデータ
Ｇ０を出力する。換字テーブルデータ保管部５００１
は、入力される２Ｋビットの換字テーブルデータを、上
位から８ビットずつの２５６個のテーブル値に分割して
保管し、第３排他的論理和部５００８が出力するデータ
Ｇ０に基づいて、この２５６個のテーブル値の１個を特
定して出力する。ここでは、この出力をテーブル値Ｈ０
とする。
【００９４】第１テーブル値変換部５００９は、換字テ
ーブルデータ保管部５００１が出力する８ビットのテー
ブル値Ｈ０を、上位方向へ１ビットの巡回ビットシフト
変換して、８ビットの変換データＩ２を出力する。第２
テーブル値変換部５０１０は、換字テーブルデータ保管
部５００１が出力する８ビットテーブル値Ｈ０を、上位
方向へ２ビットの巡回ビットシフト変換して、８ビット
の変換データＩ１を出力する。
ーブルデータ保管部５００１が出力する８ビットのテー
ブル値Ｈ０を、上位方向へ１ビットの巡回ビットシフト
変換して、８ビットの変換データＩ２を出力する。第２
テーブル値変換部５０１０は、換字テーブルデータ保管
部５００１が出力する８ビットテーブル値Ｈ０を、上位
方向へ２ビットの巡回ビットシフト変換して、８ビット
の変換データＩ１を出力する。
【００９５】第３テーブル値変換部５０１１は、換字テ
ーブルデータ保管部５００１が出力する８ビットのテー
ブル値Ｈ０を、上位方向へ３ビットの巡回ビットシフト
変換して、８ビットの変換データＩ０を出力する。第１
加算部５０１２は、第１入力変換部５００２が出力する
８ビットの変換データＦ３と、換字テーブルデータ保管
部５００１が出力する８ビットのテーブル値Ｈ０とを算
術加算演算し、８ビット目以上の繰り上がり分を無視し
て８ビットのデータＪ０を出力する。
ーブルデータ保管部５００１が出力する８ビットのテー
ブル値Ｈ０を、上位方向へ３ビットの巡回ビットシフト
変換して、８ビットの変換データＩ０を出力する。第１
加算部５０１２は、第１入力変換部５００２が出力する
８ビットの変換データＦ３と、換字テーブルデータ保管
部５００１が出力する８ビットのテーブル値Ｈ０とを算
術加算演算し、８ビット目以上の繰り上がり分を無視し
て８ビットのデータＪ０を出力する。
【００９６】これを式に表すと、 Ｊ０＝（Ｆ３ ＋ Ｈ０） ｍｏｄ （２＾８） となる。第２加算部５０１３は、第２入力変換部５００
３が出力する８ビットの変換データＦ２と、第１テーブ
ル値変換部５００９が出力する８ビットの変換データＩ
２とを算術加算演算し、８ビット目以上の繰り上がり分
を無視して８ビットのデータＪ３を出力する。
３が出力する８ビットの変換データＦ２と、第１テーブ
ル値変換部５００９が出力する８ビットの変換データＩ
２とを算術加算演算し、８ビット目以上の繰り上がり分
を無視して８ビットのデータＪ３を出力する。
【００９７】これを式に表すと、 Ｊ３＝（Ｆ２ ＋ Ｉ２） ｍｏｄ （２＾８） となる。第３加算部５０１４は、第３入力変換部５００
４が出力する８ビットの変換データＦ１と、第２テーブ
ル値変換部５０１０が出力する８ビットの変換データＩ
１とを算術加算演算し、８ビット目以上の繰り上がり分
を無視して８ビットのデータＪ２を出力する。
４が出力する８ビットの変換データＦ１と、第２テーブ
ル値変換部５０１０が出力する８ビットの変換データＩ
１とを算術加算演算し、８ビット目以上の繰り上がり分
を無視して８ビットのデータＪ２を出力する。
【００９８】これを式に表すと、 Ｊ２＝（Ｆ１ ＋ Ｉ１） ｍｏｄ （２＾８） となる。第４加算部５０１５は、上記Ｅ０と、第３テー
ブル値変換部５０１１が出力する８ビットの変換データ
Ｉ０とを算術加算演算し、８ビット目以上の繰り上がり
分を無視して８ビットのデータＪ１を出力する。
ブル値変換部５０１１が出力する８ビットの変換データ
Ｉ０とを算術加算演算し、８ビット目以上の繰り上がり
分を無視して８ビットのデータＪ１を出力する。
【００９９】これを式に表すと、 Ｊ１＝（Ｅ０ ＋ Ｉ０） ｍｏｄ （２＾８） となる。第２加算部５０１３の出力データＪ３、第３加
算部５０１４の出力データＪ２、第４加算部５０１５の
出力データＪ１、及び、第１加算部５０１２の出力デー
タＪ０を順に連結した３２ビットのデータがデータ変換
部５００の出力Ｓ１である。
算部５０１４の出力データＪ２、第４加算部５０１５の
出力データＪ１、及び、第１加算部５０１２の出力デー
タＪ０を順に連結した３２ビットのデータがデータ変換
部５００の出力Ｓ１である。
【０１００】以下に、データ変換部５００の動作例を示
す。 （１）入力された２Ｋビット（テーブル値８ビット×２
５６個）の換字テーブルデータが、換字テーブルデータ
保管部５００１に保管される。 （２）入力された３２ビットの入力データが８ビットず
つの４組に分割される。ここで分割される入力データは
上位から順に、Ｅ３，Ｅ２，Ｅ１，Ｅ０である （３）第１入力変換部５００２、第２入力変換部５００
３、第３入力変換部５００４、第４入力変換部５００
５、第１排他的論理和部５００６、第２排他的論理和部
５００７、及び、第３排他的論理和部５００８が、Ｅ
３，Ｅ２，Ｅ１，Ｅ０をビット演算して、８ビットのデ
ータＧ０を生成する。
す。 （１）入力された２Ｋビット（テーブル値８ビット×２
５６個）の換字テーブルデータが、換字テーブルデータ
保管部５００１に保管される。 （２）入力された３２ビットの入力データが８ビットず
つの４組に分割される。ここで分割される入力データは
上位から順に、Ｅ３，Ｅ２，Ｅ１，Ｅ０である （３）第１入力変換部５００２、第２入力変換部５００
３、第３入力変換部５００４、第４入力変換部５００
５、第１排他的論理和部５００６、第２排他的論理和部
５００７、及び、第３排他的論理和部５００８が、Ｅ
３，Ｅ２，Ｅ１，Ｅ０をビット演算して、８ビットのデ
ータＧ０を生成する。
【０１０１】（４）換字テーブルデータ保管部５００１
が、データＧ０に基づいて２５６個のテーブル値の１個
を特定してテーブル値Ｈ０出力する。 （５）第１テーブル値変換部５００９が、テーブル値Ｈ
０を上位方向へ１ビットの巡回ビットシフト変換して変
換データＩ２を出力し、第２テーブル値変換部５０１０
が、テーブル値Ｈ０を上位方向へ２ビットの巡回ビット
シフト変換して変換データＩ１を出力し、第３テーブル
値変換部５０１１が、テーブル値Ｈ０を上位方向へ３ビ
ットの巡回ビットシフト変換して変換データＩ０を出力
する。
が、データＧ０に基づいて２５６個のテーブル値の１個
を特定してテーブル値Ｈ０出力する。 （５）第１テーブル値変換部５００９が、テーブル値Ｈ
０を上位方向へ１ビットの巡回ビットシフト変換して変
換データＩ２を出力し、第２テーブル値変換部５０１０
が、テーブル値Ｈ０を上位方向へ２ビットの巡回ビット
シフト変換して変換データＩ１を出力し、第３テーブル
値変換部５０１１が、テーブル値Ｈ０を上位方向へ３ビ
ットの巡回ビットシフト変換して変換データＩ０を出力
する。
【０１０２】（６）第２加算部５０１３が変換データＦ
２と変換データＩ２とを算術加算演算し８ビット目以上
の繰り上がり分を無視して８ビットのデータＪ３を出力
し、第３加算部５０１４が変換データＦ１と変換データ
Ｉ１とを算術加算演算し８ビット目以上の繰り上がり分
を無視して８ビットのデータＪ２を出力し、第４加算部
５０１５がＥ０と変換データＩ０とを算術加算演算し８
ビット目以上の繰り上がり分を無視して８ビットのデー
タＪ１を出力し、第１加算部５０１２が変換データＦ３
とテーブル値Ｈ０とを算術加算演算し８ビット目以上の
繰り上がり分を無視して８ビットのデータＪ０を出力す
る。
２と変換データＩ２とを算術加算演算し８ビット目以上
の繰り上がり分を無視して８ビットのデータＪ３を出力
し、第３加算部５０１４が変換データＦ１と変換データ
Ｉ１とを算術加算演算し８ビット目以上の繰り上がり分
を無視して８ビットのデータＪ２を出力し、第４加算部
５０１５がＥ０と変換データＩ０とを算術加算演算し８
ビット目以上の繰り上がり分を無視して８ビットのデー
タＪ１を出力し、第１加算部５０１２が変換データＦ３
とテーブル値Ｈ０とを算術加算演算し８ビット目以上の
繰り上がり分を無視して８ビットのデータＪ０を出力す
る。
【０１０３】（７）各８ビットのデータＪ３、データＪ
２、データＪ１、及び、データＪ０を順に連結し、３２
ビットのデータ（＝Ｓ１）を出力する。上記に説明した
様なデータ撹乱部１０１を備えたデータ暗号化方式の安
全性は、データ変換部５００での変換操作のデータ撹乱
機能に大きく依存している。データ変換部５００は、１
つの換字テーブルデータ保管部５００１を用いて１個の
テーブル値を得、第１〜第３テーブル値変換部５００９
〜５０１１で巡回ビットシフト変換して３個の変換デー
タを得、テーブル値と３個の変換データとを連結して出
力データを生成するので、テーブル値が１／４の１つの
換字テーブルデータでありながら、４種類の換字テーブ
ルデータ保管部を用いる場合に準ずる高い安全性が得ら
れる。
２、データＪ１、及び、データＪ０を順に連結し、３２
ビットのデータ（＝Ｓ１）を出力する。上記に説明した
様なデータ撹乱部１０１を備えたデータ暗号化方式の安
全性は、データ変換部５００での変換操作のデータ撹乱
機能に大きく依存している。データ変換部５００は、１
つの換字テーブルデータ保管部５００１を用いて１個の
テーブル値を得、第１〜第３テーブル値変換部５００９
〜５０１１で巡回ビットシフト変換して３個の変換デー
タを得、テーブル値と３個の変換データとを連結して出
力データを生成するので、テーブル値が１／４の１つの
換字テーブルデータでありながら、４種類の換字テーブ
ルデータ保管部を用いる場合に準ずる高い安全性が得ら
れる。
【０１０４】よって、暗号解読や能動的な不正行為に対
して強くなっている。図５に示したデータ変換部５０１
の詳細な構成は、データ変換部５００と同様なので、そ
の説明を省略する。なお、本実施の形態１、２のデータ
暗号化装置１０及びデータ復号化装置２０の各構成部
は、ＥＸＯＲ（Exclusive-OR）等の論理回路を用いた専
用のハ−ドウェアで実現することができるだけでなく、
汎用のマイクロプロセッサ、制御プログラム、上記テー
ブルを格納したＲＯＭ及び作業域としてのＲＡＭ等から
なるコンピュ−タシステム上でのソフトウェアによって
実現することができるのは言うまでもない。
して強くなっている。図５に示したデータ変換部５０１
の詳細な構成は、データ変換部５００と同様なので、そ
の説明を省略する。なお、本実施の形態１、２のデータ
暗号化装置１０及びデータ復号化装置２０の各構成部
は、ＥＸＯＲ（Exclusive-OR）等の論理回路を用いた専
用のハ−ドウェアで実現することができるだけでなく、
汎用のマイクロプロセッサ、制御プログラム、上記テー
ブルを格納したＲＯＭ及び作業域としてのＲＡＭ等から
なるコンピュ−タシステム上でのソフトウェアによって
実現することができるのは言うまでもない。
【０１０５】また、本実施の形態１、２では、部分鍵３
２ビットと入力データ３２ビット、及び３２ビットのデ
ータ同士のデータ合成は、排他的論理和部１０１１，１
０１２，２０１１，２０１２で構成されているが、これ
はキャリー付きのフルアダー等の可逆な演算であれば排
他的論理和に限定されないことは言うまでもない。ただ
し、本実施の形態１においては第１排他的論理和部１０
１１及び第２排他的論理和部１０１２に用いる演算に対
して、第１排他的論理和部２０１１及び第２排他的論理
和部２０１２に用いる演算は逆演算を用い、本実施の形
態２においては第１排他的論理和部１０１１及び第２排
他的論理和部１０１２に用いる演算に対して、第１排他
的論理和部２０１１及び第２排他的論理和部２０１２に
用いる演算は逆演算を用いなければならない。さらに、
ここで用いる演算は、高速性を損なうことがない程度の
簡易なものが望ましい。
２ビットと入力データ３２ビット、及び３２ビットのデ
ータ同士のデータ合成は、排他的論理和部１０１１，１
０１２，２０１１，２０１２で構成されているが、これ
はキャリー付きのフルアダー等の可逆な演算であれば排
他的論理和に限定されないことは言うまでもない。ただ
し、本実施の形態１においては第１排他的論理和部１０
１１及び第２排他的論理和部１０１２に用いる演算に対
して、第１排他的論理和部２０１１及び第２排他的論理
和部２０１２に用いる演算は逆演算を用い、本実施の形
態２においては第１排他的論理和部１０１１及び第２排
他的論理和部１０１２に用いる演算に対して、第１排他
的論理和部２０１１及び第２排他的論理和部２０１２に
用いる演算は逆演算を用いなければならない。さらに、
ここで用いる演算は、高速性を損なうことがない程度の
簡易なものが望ましい。
【０１０６】また、本実施の形態１、２で述べたデータ
暗号化装置１０またはデータ復号化装置２０において、
データ撹乱部１０１、データ撹乱部２０１への入力を繰
り返す回数を８回としているが、これは８回でなくても
よい。繰り返し回数が８回よりも少ない場合は、データ
暗号化装置１０、データ復号化装置２０に入力される鍵
データのビット数２５６ビットよりも少なくすることが
できる。一方、繰り返し回数が８回よりも多い場合は、
データ暗号化装置１０、データ復号化装置２０に入力さ
れる鍵データのビット数２５６ビットよりも多くすれば
よい。また繰り返し回数が８回よりも多い場合でも、鍵
データを２５６ビットのままにして、分割された部分鍵
データを重複して使用することもできる。さらに、２５
６ビットよりも少ない鍵データに対しては、前述のＤＥ
Ｓ方式、ＦＥＡＬ方式にあるような部分鍵生成手段を用
いて、部分鍵を生成することも可能である。
暗号化装置１０またはデータ復号化装置２０において、
データ撹乱部１０１、データ撹乱部２０１への入力を繰
り返す回数を８回としているが、これは８回でなくても
よい。繰り返し回数が８回よりも少ない場合は、データ
暗号化装置１０、データ復号化装置２０に入力される鍵
データのビット数２５６ビットよりも少なくすることが
できる。一方、繰り返し回数が８回よりも多い場合は、
データ暗号化装置１０、データ復号化装置２０に入力さ
れる鍵データのビット数２５６ビットよりも多くすれば
よい。また繰り返し回数が８回よりも多い場合でも、鍵
データを２５６ビットのままにして、分割された部分鍵
データを重複して使用することもできる。さらに、２５
６ビットよりも少ない鍵データに対しては、前述のＤＥ
Ｓ方式、ＦＥＡＬ方式にあるような部分鍵生成手段を用
いて、部分鍵を生成することも可能である。
【０１０７】また、データ変換部３００，３０１の第１
テーブル値変換部３００２、第２テーブル値変換部３０
０３、第３テーブル値変換部３００４、データ変換部５
００，５０１の第１入力変換部５００２、第２入力変換
部５００３、第３入力変換部５００４、第４入力変換部
５００５、第１テーブル値変換部５００９、第２テーブ
ル値変換部５０１０、第３テーブル値変換部５０１１の
ビットシフト操作において、上位方向にシフトするビッ
ト数は本実施の形態１、２のビット数に限定されるもの
ではなく、同一データを入力する各部においてシフトす
るビット数が異なる値であればよい。さらに、シフトす
るビット数を部分鍵データによって決定されるようにす
れば、よりよいデータ撹乱機能を得ることができる。例
えば、３２ビットの部分鍵データの内の０〜４ビットが
表す０〜３１の数を第１テーブル値変換部３００２でシ
フトするビット数とし、３２ビットの部分鍵データの内
の８〜１２ビットが表す０〜３１の数を第２テーブル値
変換部３００３でシフトするビット数とし、３２ビット
の部分鍵データの内の１６〜２０ビットが表す０〜３１
の数を第３テーブル値変換部３００４でシフトするビッ
ト数とする。
テーブル値変換部３００２、第２テーブル値変換部３０
０３、第３テーブル値変換部３００４、データ変換部５
００，５０１の第１入力変換部５００２、第２入力変換
部５００３、第３入力変換部５００４、第４入力変換部
５００５、第１テーブル値変換部５００９、第２テーブ
ル値変換部５０１０、第３テーブル値変換部５０１１の
ビットシフト操作において、上位方向にシフトするビッ
ト数は本実施の形態１、２のビット数に限定されるもの
ではなく、同一データを入力する各部においてシフトす
るビット数が異なる値であればよい。さらに、シフトす
るビット数を部分鍵データによって決定されるようにす
れば、よりよいデータ撹乱機能を得ることができる。例
えば、３２ビットの部分鍵データの内の０〜４ビットが
表す０〜３１の数を第１テーブル値変換部３００２でシ
フトするビット数とし、３２ビットの部分鍵データの内
の８〜１２ビットが表す０〜３１の数を第２テーブル値
変換部３００３でシフトするビット数とし、３２ビット
の部分鍵データの内の１６〜２０ビットが表す０〜３１
の数を第３テーブル値変換部３００４でシフトするビッ
ト数とする。
【０１０８】また、データ変換部３００，３０１の第１
テーブル値変換部３００２、第２テーブル値変換部３０
０３、第３テーブル値変換部３００４、データ変換部５
００，５０１の第１テーブル値変換部５００９、第２テ
ーブル値変換部５０１０、第３テーブル値変換部５０１
１の変換手段は、本実施の形態１、２の構成に限られる
ものではなく、入力データから出力データを一意に特定
できる変換であればよい。つまり、出力データから変換
前の入力データに復元することができない一方向性変換
であってもよい。ただし、同一のデータ変換部内で用い
る変換手段はそれぞれ異なる必要がある。さらに、ここ
で用いる演算は、高速性を損なうことがない程度の簡易
なものが望ましい。
テーブル値変換部３００２、第２テーブル値変換部３０
０３、第３テーブル値変換部３００４、データ変換部５
００，５０１の第１テーブル値変換部５００９、第２テ
ーブル値変換部５０１０、第３テーブル値変換部５０１
１の変換手段は、本実施の形態１、２の構成に限られる
ものではなく、入力データから出力データを一意に特定
できる変換であればよい。つまり、出力データから変換
前の入力データに復元することができない一方向性変換
であってもよい。ただし、同一のデータ変換部内で用い
る変換手段はそれぞれ異なる必要がある。さらに、ここ
で用いる演算は、高速性を損なうことがない程度の簡易
なものが望ましい。
【０１０９】さらに、本実施の形態１、２では、各排他
的論理和部及び各データ変換部は、３２ビットデータ又
は８ビットデータを変換単位としたが、本発明はこのよ
うなビット数に限定されるものではない。例えば、本発
明を汎用の６４ビットＣＰＵで実現する場合であれば６
４ビットデータを変換単位としたり、逆に処理の高速性
を考慮し、半分のビット数のデータ （例えば、下位１
６ビットデータ）のみを変換するものであってもよい。
的論理和部及び各データ変換部は、３２ビットデータ又
は８ビットデータを変換単位としたが、本発明はこのよ
うなビット数に限定されるものではない。例えば、本発
明を汎用の６４ビットＣＰＵで実現する場合であれば６
４ビットデータを変換単位としたり、逆に処理の高速性
を考慮し、半分のビット数のデータ （例えば、下位１
６ビットデータ）のみを変換するものであってもよい。
【０１１０】また、本実施の形態１、２では、３個のテ
ーブル値変換部により異なる固定変換を施されて得られ
た３個の変換データと、固定変換を施されない１個のテ
ーブル値とを、４種類の換字テーブルデータ保管部を用
いて得られた４個のテーブル値に準ずるものとして用い
ているが、４個のテーブル値変換部により異なる固定変
換を施されて得られた４個の変換データを用いてもよ
い。ただし４個のテーブル値変換部を用いる場合におけ
る固定変換は無変換を含むものとする。ここで、４個の
テーブル値変換部の内の何れか１つによる固定変換が無
変換である場合には、３個のテーブル値変換部を用いる
場合と同等となる。無変換とは、例えば固定変換が巡回
ビットシフト変換ならばシフト数がゼロということであ
り、異なる定数の足し算ならば定数がゼロということで
ある。要するに、固定変換を施される前のテーブル値が
仮に同じデータであったとしても、それぞれ異なるデー
タが得られる様な変換を施すテーブル値変換部であれば
よい。
ーブル値変換部により異なる固定変換を施されて得られ
た３個の変換データと、固定変換を施されない１個のテ
ーブル値とを、４種類の換字テーブルデータ保管部を用
いて得られた４個のテーブル値に準ずるものとして用い
ているが、４個のテーブル値変換部により異なる固定変
換を施されて得られた４個の変換データを用いてもよ
い。ただし４個のテーブル値変換部を用いる場合におけ
る固定変換は無変換を含むものとする。ここで、４個の
テーブル値変換部の内の何れか１つによる固定変換が無
変換である場合には、３個のテーブル値変換部を用いる
場合と同等となる。無変換とは、例えば固定変換が巡回
ビットシフト変換ならばシフト数がゼロということであ
り、異なる定数の足し算ならば定数がゼロということで
ある。要するに、固定変換を施される前のテーブル値が
仮に同じデータであったとしても、それぞれ異なるデー
タが得られる様な変換を施すテーブル値変換部であれば
よい。
【０１１１】また、本実施の形態１、２では、４種類の
換字テーブルデータ保管部を用いて得られた４個のテー
ブル値に準ずる４個のデータを、３個又は４個のテーブ
ル値変換部を用いて出力するが、本発明はこのような個
数に限定されるものではない。 （実施の形態３）本発明の実施の形態３は、実鍵データ
に前の暗号文ブロックを用いて変換を施すことにより入
力鍵データを更新し、換字テーブルデータは更新しない
暗号処理装置であり、換字テーブルデータの生成頻度を
削減することで高速な処理を実現し、且つ、入力鍵デー
タを更新することで安全性を損なわないことを実現する
暗号処理装置である。
換字テーブルデータ保管部を用いて得られた４個のテー
ブル値に準ずる４個のデータを、３個又は４個のテーブ
ル値変換部を用いて出力するが、本発明はこのような個
数に限定されるものではない。 （実施の形態３）本発明の実施の形態３は、実鍵データ
に前の暗号文ブロックを用いて変換を施すことにより入
力鍵データを更新し、換字テーブルデータは更新しない
暗号処理装置であり、換字テーブルデータの生成頻度を
削減することで高速な処理を実現し、且つ、入力鍵デー
タを更新することで安全性を損なわないことを実現する
暗号処理装置である。
【０１１２】図８は、本発明の実施の形態３における暗
号通信システムの構成を示す図である。図８に示す暗号
通信システムは、送信機６及び受信機７を備える。送信
機６は、データ暗号化装置６０及び送信部６１を備え
る。データ暗号化装置６０は、６４ビット×１０組の暗
号化鍵データを用いて、６４ビット単位で平文データに
暗号処理を施して暗号文データを生成する。ここで平文
データは、例えばデジタル符号化された音声または画像
情報等であり、暗号化鍵データは、予め送信機６と受信
機７とが秘密に共有するものである。
号通信システムの構成を示す図である。図８に示す暗号
通信システムは、送信機６及び受信機７を備える。送信
機６は、データ暗号化装置６０及び送信部６１を備え
る。データ暗号化装置６０は、６４ビット×１０組の暗
号化鍵データを用いて、６４ビット単位で平文データに
暗号処理を施して暗号文データを生成する。ここで平文
データは、例えばデジタル符号化された音声または画像
情報等であり、暗号化鍵データは、予め送信機６と受信
機７とが秘密に共有するものである。
【０１１３】送信部６１は、データ暗号化装置６０が生
成した暗号文データを、並列to直列変換、変調及び増幅
して生成した送信信号を伝送路８に送出する。受信機７
は、データ復号化装置７０及び受信部７１を備える。受
信部７１は、送信部６１から送出された送信信号を伝送
路８を介して受信し、送信部６１と逆の処理を施して暗
号文データを復元する。
成した暗号文データを、並列to直列変換、変調及び増幅
して生成した送信信号を伝送路８に送出する。受信機７
は、データ復号化装置７０及び受信部７１を備える。受
信部７１は、送信部６１から送出された送信信号を伝送
路８を介して受信し、送信部６１と逆の処理を施して暗
号文データを復元する。
【０１１４】データ復号化装置７０は、６４ビット×１
０組の暗号化鍵データを用いて、６４ビット単位で暗号
文データに暗号処理を施して復号文データ（＝平文デー
タ）を生成する。ここで生成された復号文データは、例
えばデジタル符号化された音声又は画像情報等であり、
専用のデコーダ（図示せず）でデコードされてスピーカ
又はディスプレイで再生される。
０組の暗号化鍵データを用いて、６４ビット単位で暗号
文データに暗号処理を施して復号文データ（＝平文デー
タ）を生成する。ここで生成された復号文データは、例
えばデジタル符号化された音声又は画像情報等であり、
専用のデコーダ（図示せず）でデコードされてスピーカ
又はディスプレイで再生される。
【０１１５】図９は、図８に示すデータ暗号化装置６０
の詳細な構成を示す図である。データ暗号化装置６０
は、データ暗号化部６０１、換字テーブルデータ生成部
６０２、入力鍵生成部６０３及び鍵制御部６０４を備え
る。鍵制御部６０４は、６４０ビット暗号化鍵データを
上位から６４ビットずつ１０組に分割して実鍵データＫ
［０］〜Ｋ［９］を生成し、データ暗号化部６０１にお
ける１０２４個の平文ブロックの処理毎に、実鍵データ
Ｋ［０］〜Ｋ［９］を順に換字テーブルデータ生成部６
０２と入力鍵生成部６０３とに出力する。勿論、Ｋ
［９］の後はＫ［０］を出力する。
の詳細な構成を示す図である。データ暗号化装置６０
は、データ暗号化部６０１、換字テーブルデータ生成部
６０２、入力鍵生成部６０３及び鍵制御部６０４を備え
る。鍵制御部６０４は、６４０ビット暗号化鍵データを
上位から６４ビットずつ１０組に分割して実鍵データＫ
［０］〜Ｋ［９］を生成し、データ暗号化部６０１にお
ける１０２４個の平文ブロックの処理毎に、実鍵データ
Ｋ［０］〜Ｋ［９］を順に換字テーブルデータ生成部６
０２と入力鍵生成部６０３とに出力する。勿論、Ｋ
［９］の後はＫ［０］を出力する。
【０１１６】換字テーブルデータ生成部６０２は、鍵制
御部６０４から６４ビットの実鍵データを入力した時に
のみ、Ｂｌｏｗｆｉｓｈ暗号方式に用いられている換字
テーブルデータ生成アルゴリズムに従って、３２Ｋビッ
ト（テーブル値３２ビット×１０２４個）の換字テーブ
ルデータを生成し、データ暗号化部６０１へ出力する。
御部６０４から６４ビットの実鍵データを入力した時に
のみ、Ｂｌｏｗｆｉｓｈ暗号方式に用いられている換字
テーブルデータ生成アルゴリズムに従って、３２Ｋビッ
ト（テーブル値３２ビット×１０２４個）の換字テーブ
ルデータを生成し、データ暗号化部６０１へ出力する。
【０１１７】入力鍵生成部６０３は、鍵制御部６０４か
ら６４ビットの実鍵データを入力して保管し、データ暗
号化部６０１により暗号文ブロックが生成される毎に、
当該暗号文ブロックと保管している６４ビットの実鍵デ
ータとを対象に排他的論理和演算を行ない、演算値を入
力鍵データとして次の平文ブロックに暗号処理を施す為
にデータ暗号化部６０１に出力する。なお、排他的論理
和演算を行なう場合において、最初の平文ブロックに暗
号処理を施す場合には、前の暗号文ブロックが存在しな
いので、６４ビットの初期値ＩＶ（以下「初期ブロック
ＩＶ」と記す）と実鍵データとを対象に排他的論理和演
算を行ない、演算値を入力鍵データとして最初の平文ブ
ロックに暗号処理を施す為にデータ暗号化部６０１に出
力する。勿論、６４ビットの初期ブロックＩＶは予め入
力鍵生成部６０３に保管されているものとする。
ら６４ビットの実鍵データを入力して保管し、データ暗
号化部６０１により暗号文ブロックが生成される毎に、
当該暗号文ブロックと保管している６４ビットの実鍵デ
ータとを対象に排他的論理和演算を行ない、演算値を入
力鍵データとして次の平文ブロックに暗号処理を施す為
にデータ暗号化部６０１に出力する。なお、排他的論理
和演算を行なう場合において、最初の平文ブロックに暗
号処理を施す場合には、前の暗号文ブロックが存在しな
いので、６４ビットの初期値ＩＶ（以下「初期ブロック
ＩＶ」と記す）と実鍵データとを対象に排他的論理和演
算を行ない、演算値を入力鍵データとして最初の平文ブ
ロックに暗号処理を施す為にデータ暗号化部６０１に出
力する。勿論、６４ビットの初期ブロックＩＶは予め入
力鍵生成部６０３に保管されているものとする。
【０１１８】また、排他的論理和演算を行なう場合にお
いて、例えば３２個の暗号文ブロックが生成された後で
次の平文ブロックに暗号処理を施す場合には、当該暗号
文ブロックを対象とせず、初期ブロックＩＶと実鍵デー
タとを対象に排他的論理和演算を行なうものであっても
よい。即ち、この場合には、実鍵データと排他的論理和
演算を行なう対象が３２回毎に初期化される。
いて、例えば３２個の暗号文ブロックが生成された後で
次の平文ブロックに暗号処理を施す場合には、当該暗号
文ブロックを対象とせず、初期ブロックＩＶと実鍵デー
タとを対象に排他的論理和演算を行なうものであっても
よい。即ち、この場合には、実鍵データと排他的論理和
演算を行なう対象が３２回毎に初期化される。
【０１１９】データ暗号化部６０１は、６４ビットの入
力鍵データ及び３２Ｋビットの換字テーブルデータを用
いて、６４ビット単位で平文データに暗号処理を施して
暗号文データを生成する。また、換字テーブルデータ生
成部６０２から３２Ｋビットの換字テーブルデータを入
力した場合にのみ、入力した換字テーブルデータを更新
する。
力鍵データ及び３２Ｋビットの換字テーブルデータを用
いて、６４ビット単位で平文データに暗号処理を施して
暗号文データを生成する。また、換字テーブルデータ生
成部６０２から３２Ｋビットの換字テーブルデータを入
力した場合にのみ、入力した換字テーブルデータを更新
する。
【０１２０】図１０は、図８に示すデータ復号化装置７
０の詳細な構成を示す図である。データ復号化装置７０
は、データ復号化部７０１、換字テーブルデータ生成部
７０２、入力鍵生成部７０３及び鍵制御部７０４とを備
える。鍵制御部７０４は、６４ビット×１０組の暗号化
鍵データを上位から６４ビットずつ１０組に分割して実
鍵データＫ［０］〜Ｋ［９］を生成し、データ復号化部
７０１における１０２４個の暗号文ブロックの処理毎
に、実鍵データＫ［０］〜Ｋ［９］を順に換字テーブル
データ生成部７０２と入力鍵生成部７０３とに出力す
る。勿論、Ｋ［９］の後はＫ［０］を出力する。
０の詳細な構成を示す図である。データ復号化装置７０
は、データ復号化部７０１、換字テーブルデータ生成部
７０２、入力鍵生成部７０３及び鍵制御部７０４とを備
える。鍵制御部７０４は、６４ビット×１０組の暗号化
鍵データを上位から６４ビットずつ１０組に分割して実
鍵データＫ［０］〜Ｋ［９］を生成し、データ復号化部
７０１における１０２４個の暗号文ブロックの処理毎
に、実鍵データＫ［０］〜Ｋ［９］を順に換字テーブル
データ生成部７０２と入力鍵生成部７０３とに出力す
る。勿論、Ｋ［９］の後はＫ［０］を出力する。
【０１２１】換字テーブルデータ生成部７０２は、鍵制
御部７０４から６４ビットの実鍵データを入力した時に
のみ、Ｂｌｏｗｆｉｓｈ暗号方式に用いられている換字
テーブルデータ生成アルゴリズムに従って、３２Ｋビッ
ト換字テーブルデータを生成し、データ復号化部７０１
へ出力する。入力鍵生成部７０３は、鍵制御部７０４か
ら６４ビットの実鍵データを入力して保管し、データ復
号化部７０１により平文ブロックが生成される毎に、当
該平文ブロックに対応する暗号文ブロックと保管してい
る６４ビットの実鍵データとを対象に排他的論理和演算
を行ない、演算値を入力鍵データとして次の暗号文ブロ
ックに暗号処理を施す為にデータ復号化部７０１に出力
する。なお、排他的論理和演算を行なう場合において、
最初の暗号文ブロックに暗号処理を施す場合には、前の
暗号文ブロックが存在しないので、初期ブロックＩＶと
実鍵データとを対象に排他的論理和演算を行ない、演算
値を入力鍵データとして最初の暗号文ブロックに暗号処
理を施す為にデータ復号化部７０１に出力する。勿論、
６４ビットの初期ブロックＩＶは予め入力鍵生成部７０
３に保管されているものとする。
御部７０４から６４ビットの実鍵データを入力した時に
のみ、Ｂｌｏｗｆｉｓｈ暗号方式に用いられている換字
テーブルデータ生成アルゴリズムに従って、３２Ｋビッ
ト換字テーブルデータを生成し、データ復号化部７０１
へ出力する。入力鍵生成部７０３は、鍵制御部７０４か
ら６４ビットの実鍵データを入力して保管し、データ復
号化部７０１により平文ブロックが生成される毎に、当
該平文ブロックに対応する暗号文ブロックと保管してい
る６４ビットの実鍵データとを対象に排他的論理和演算
を行ない、演算値を入力鍵データとして次の暗号文ブロ
ックに暗号処理を施す為にデータ復号化部７０１に出力
する。なお、排他的論理和演算を行なう場合において、
最初の暗号文ブロックに暗号処理を施す場合には、前の
暗号文ブロックが存在しないので、初期ブロックＩＶと
実鍵データとを対象に排他的論理和演算を行ない、演算
値を入力鍵データとして最初の暗号文ブロックに暗号処
理を施す為にデータ復号化部７０１に出力する。勿論、
６４ビットの初期ブロックＩＶは予め入力鍵生成部７０
３に保管されているものとする。
【０１２２】また、排他的論理和演算を行なう場合にお
いて、例えば３２個の平文ブロックが生成された後で次
の暗号文ブロックに暗号処理を施す場合には、当該平文
ブロックに対応する暗号文ブロックを対象とせず、初期
ブロックＩＶと実鍵データとを対象に排他的論理和演算
を行なうものであってもよい。即ち、この場合には、実
鍵データと排他的論理和演算を行なう対象が３２回毎に
初期化される。
いて、例えば３２個の平文ブロックが生成された後で次
の暗号文ブロックに暗号処理を施す場合には、当該平文
ブロックに対応する暗号文ブロックを対象とせず、初期
ブロックＩＶと実鍵データとを対象に排他的論理和演算
を行なうものであってもよい。即ち、この場合には、実
鍵データと排他的論理和演算を行なう対象が３２回毎に
初期化される。
【０１２３】データ復号化部７０１は、換字テーブルデ
ータ生成部７０２から３２Ｋビットの換字テーブルデー
タを入力した場合にのみ、入力した換字テーブルデータ
を更新し、６４ビットの入力鍵データ及び３２Ｋビット
の換字テーブルデータを用いて、６４ビット単位で暗号
文データに暗号処理を施して平文データを生成する。図
１１は、図９に示すデータ暗号化部６０１の詳細な構成
を示す図である。
ータ生成部７０２から３２Ｋビットの換字テーブルデー
タを入力した場合にのみ、入力した換字テーブルデータ
を更新し、６４ビットの入力鍵データ及び３２Ｋビット
の換字テーブルデータを用いて、６４ビット単位で暗号
文データに暗号処理を施して平文データを生成する。図
１１は、図９に示すデータ暗号化部６０１の詳細な構成
を示す図である。
【０１２４】データ暗号化部６０１は、データ撹乱部６
０１１、段数制御部６０１２と、部分鍵生成部６０１３
を備える。部分鍵生成部６０１３は、Ｂｌｏｗｆｉｓｈ
暗号方式に用いられている部分鍵生成アルゴリズムに従
って、６４ビットの入力鍵データから２５６ビットのビ
ットデータを生成し、生成されたビットデータを各３２
ビットずつの８組に分割し、部分鍵ＳＫ０〜ＳＫ７とし
て保管する。
０１１、段数制御部６０１２と、部分鍵生成部６０１３
を備える。部分鍵生成部６０１３は、Ｂｌｏｗｆｉｓｈ
暗号方式に用いられている部分鍵生成アルゴリズムに従
って、６４ビットの入力鍵データから２５６ビットのビ
ットデータを生成し、生成されたビットデータを各３２
ビットずつの８組に分割し、部分鍵ＳＫ０〜ＳＫ７とし
て保管する。
【０１２５】データ撹乱部６０１１は、３２Ｋビットの
換字テーブルデータ、及び、部分鍵生成部６０１３が生
成した３２ビットの部分鍵データを用いて、入力される
６４ビットのデータにデータ撹乱を繰り返し施し、６４
ビットのデータを出力する。段数制御部６０１２は、平
文ブロックから暗号文ブロックが生成されるまでに、デ
ータ撹乱部６０１１が繰り返し施すデータ撹乱の回数を
制御する。段数制御部７０１２は、平文ブロック毎にデ
ータ撹乱の回数をカウントし、予め定められた回数に満
たない場合にはデータ撹乱部６０１１の出力をデータ撹
乱部６０１１に入力してデータ撹乱を繰り返し、予め指
定された回数の場合には暗号文ブロックとして出力す
る。ここでは、予め指定された回数を８回とする。
換字テーブルデータ、及び、部分鍵生成部６０１３が生
成した３２ビットの部分鍵データを用いて、入力される
６４ビットのデータにデータ撹乱を繰り返し施し、６４
ビットのデータを出力する。段数制御部６０１２は、平
文ブロックから暗号文ブロックが生成されるまでに、デ
ータ撹乱部６０１１が繰り返し施すデータ撹乱の回数を
制御する。段数制御部７０１２は、平文ブロック毎にデ
ータ撹乱の回数をカウントし、予め定められた回数に満
たない場合にはデータ撹乱部６０１１の出力をデータ撹
乱部６０１１に入力してデータ撹乱を繰り返し、予め指
定された回数の場合には暗号文ブロックとして出力す
る。ここでは、予め指定された回数を８回とする。
【０１２６】ここで、平文ブロックの一回目のデータ撹
乱には部分鍵ＳＫ０が用いられ、以下、データ撹乱が繰
り返し施される度に、ＳＫ１，ＳＫ２，…，ＳＫ７と順
に用いられる。勿論、ＳＫ７の後はＳＫ０が用いられ
る。図１２は、図１０に示すデータ復号化部７０１の詳
細な構成を示す図である。データ復号化部７０１は、デ
ータ撹乱部７０１１、段数制御部７０１２及び部分鍵生
成部７０１３を備える。
乱には部分鍵ＳＫ０が用いられ、以下、データ撹乱が繰
り返し施される度に、ＳＫ１，ＳＫ２，…，ＳＫ７と順
に用いられる。勿論、ＳＫ７の後はＳＫ０が用いられ
る。図１２は、図１０に示すデータ復号化部７０１の詳
細な構成を示す図である。データ復号化部７０１は、デ
ータ撹乱部７０１１、段数制御部７０１２及び部分鍵生
成部７０１３を備える。
【０１２７】部分鍵生成部７０１３は、図１１の部分鍵
生成部６０１３と同様である。データ撹乱部７０１１
は、図１１のデータ撹乱部６０１１と同様である。段数
制御部７０１２は、暗号文ブロックから平文ブロックが
生成されるまでに、データ撹乱部７０１１が繰り返し施
すデータ撹乱の回数を制御する。段数制御部７０１２
は、暗号文ブロック毎にデータ撹乱の回数をカウント
し、予め定められた回数に満たない場合にはデータ撹乱
部７０１１の出力をデータ撹乱部７０１１に入力してデ
ータ撹乱を繰り返し、予め指定された回数の場合には平
文ブロックとして出力する。ここでは、予め指定された
回数を８回とする。
生成部６０１３と同様である。データ撹乱部７０１１
は、図１１のデータ撹乱部６０１１と同様である。段数
制御部７０１２は、暗号文ブロックから平文ブロックが
生成されるまでに、データ撹乱部７０１１が繰り返し施
すデータ撹乱の回数を制御する。段数制御部７０１２
は、暗号文ブロック毎にデータ撹乱の回数をカウント
し、予め定められた回数に満たない場合にはデータ撹乱
部７０１１の出力をデータ撹乱部７０１１に入力してデ
ータ撹乱を繰り返し、予め指定された回数の場合には平
文ブロックとして出力する。ここでは、予め指定された
回数を８回とする。
【０１２８】ここで、暗号文ブロックの一回目のデータ
撹乱には部分鍵ＳＫ７が用いられ、以下、データ撹乱が
繰り返し施される度に、ＳＫ６，ＳＫ５，…，ＳＫ０と
順に用いられる。勿論、ＳＫ０の後はＳＫ７が用いられ
る。また、図１１に示すデータ撹乱部６０１１は、図１
６に示すデータ撹乱部３０１１と同様であり、また、図
１２に示すデータ撹乱部７０１１の構成は、図１７に示
すデータ撹乱部４０１１と同様である。
撹乱には部分鍵ＳＫ７が用いられ、以下、データ撹乱が
繰り返し施される度に、ＳＫ６，ＳＫ５，…，ＳＫ０と
順に用いられる。勿論、ＳＫ０の後はＳＫ７が用いられ
る。また、図１１に示すデータ撹乱部６０１１は、図１
６に示すデータ撹乱部３０１１と同様であり、また、図
１２に示すデータ撹乱部７０１１の構成は、図１７に示
すデータ撹乱部４０１１と同様である。
【０１２９】図１３は、ブロックＮｏ．ｔ、実鍵デー
タ、入力鍵データ、及び、換字テーブルデータの対応関
係を示す図である。ここで、ブロックＮｏ．ｔとは、入
力される平文データを先頭から６４ビット単位のブロッ
クに区切り、０から順に番号を付けたものである。また
図中の実鍵データ''−''は鍵制御部６０４から出力のな
い事を示している。また、（＋）はビット毎の排他的論
理和の演算であり、ＩＶは初期ブロックＩＶであり、Ｃ
ｔはブロックＮｏ．ｔの平文ブロックに暗号処理を施し
て得られた暗号文ブロックを指す。また、ＴＧ（Ｋ
［ｉ］）は（ｉ＝０，１，…，９）、実鍵データＫ
［ｉ］から生成された換字テーブルデータを指す。
タ、入力鍵データ、及び、換字テーブルデータの対応関
係を示す図である。ここで、ブロックＮｏ．ｔとは、入
力される平文データを先頭から６４ビット単位のブロッ
クに区切り、０から順に番号を付けたものである。また
図中の実鍵データ''−''は鍵制御部６０４から出力のな
い事を示している。また、（＋）はビット毎の排他的論
理和の演算であり、ＩＶは初期ブロックＩＶであり、Ｃ
ｔはブロックＮｏ．ｔの平文ブロックに暗号処理を施し
て得られた暗号文ブロックを指す。また、ＴＧ（Ｋ
［ｉ］）は（ｉ＝０，１，…，９）、実鍵データＫ
［ｉ］から生成された換字テーブルデータを指す。
【０１３０】図１３に示すように、入力鍵データは３２
ブロック毎に、Ｋ［ｉ］（＋）ＩＶ（ｉ＝０，１，…，
９）にリセットされる。また、１０２４ブロック毎に、
鍵制御部６０４から実鍵データが出力されることによっ
て、換字テーブルデータ及び入力鍵データが更新され
る。ここで、暗号通信システム全体の動作の一例を説明
する。
ブロック毎に、Ｋ［ｉ］（＋）ＩＶ（ｉ＝０，１，…，
９）にリセットされる。また、１０２４ブロック毎に、
鍵制御部６０４から実鍵データが出力されることによっ
て、換字テーブルデータ及び入力鍵データが更新され
る。ここで、暗号通信システム全体の動作の一例を説明
する。
【０１３１】図８に示す送信機６において、入力された
平文データは先頭から６４ビット単位で、予め保持して
いる暗号化鍵データを用いて暗号処理が施される。以
下、平文データを先頭から６４ビット単位に区切り、順
に平文ブロックＰｔ（ｔ＝０，１，… ）と記す。 （１）まず、平文ブロックＰ０の暗号処理について記
す。
平文データは先頭から６４ビット単位で、予め保持して
いる暗号化鍵データを用いて暗号処理が施される。以
下、平文データを先頭から６４ビット単位に区切り、順
に平文ブロックＰｔ（ｔ＝０，１，… ）と記す。 （１）まず、平文ブロックＰ０の暗号処理について記
す。
【０１３２】図９に示す鍵制御部６０４において、平文
ブロックＰ０の暗号処理に用いる為に、暗号化鍵データ
から生成された実鍵データＫ［０］が出力される。図９
に示す換字テーブルデータ生成部６０２において、実鍵
データＫ［０］から生成された換字テーブルデータＴＧ
（Ｋ［０］）が出力される。図９に示す入力鍵生成部６
０３において、実鍵データＫ［０］と初期ブロックＩＶ
とを対象に排他的論理和演算が行なわれ入力鍵データＫ
［０］（＋）ＩＶが出力される。
ブロックＰ０の暗号処理に用いる為に、暗号化鍵データ
から生成された実鍵データＫ［０］が出力される。図９
に示す換字テーブルデータ生成部６０２において、実鍵
データＫ［０］から生成された換字テーブルデータＴＧ
（Ｋ［０］）が出力される。図９に示す入力鍵生成部６
０３において、実鍵データＫ［０］と初期ブロックＩＶ
とを対象に排他的論理和演算が行なわれ入力鍵データＫ
［０］（＋）ＩＶが出力される。
【０１３３】図９に示すデータ暗号化部６０１におい
て、換字テーブルデータＴＧ（Ｋ［０］）及び入力鍵デ
ータＫ［０］（＋）ＩＶを用いて、平文ブロックＰ０に
暗号処理を施して暗号文ブロックＣ０を生成する。 （２）続いて、平文ブロックＰ１の暗号処理について記
す。平文ブロックＰ１の暗号処理においては、鍵制御部
６０４から新たな実鍵データは出力されず、換字テーブ
ルデータ生成部６０２は新たな換字テーブルデータを生
成しない。
て、換字テーブルデータＴＧ（Ｋ［０］）及び入力鍵デ
ータＫ［０］（＋）ＩＶを用いて、平文ブロックＰ０に
暗号処理を施して暗号文ブロックＣ０を生成する。 （２）続いて、平文ブロックＰ１の暗号処理について記
す。平文ブロックＰ１の暗号処理においては、鍵制御部
６０４から新たな実鍵データは出力されず、換字テーブ
ルデータ生成部６０２は新たな換字テーブルデータを生
成しない。
【０１３４】入力鍵生成部６０３において、実鍵データ
Ｋ［０］と１つ前の暗号文ブロックＣ０とを対象に排他
的論理和演算が行なわれ入力鍵データＫ［０］（＋）Ｃ
０が出力される。データ暗号化部６０１において、換字
テーブルデータＴＧ（Ｋ［０］）及び入力鍵データＫ
［０］（＋）Ｃ０を用いて、平文ブロックＰ１に暗号処
理を施して暗号文ブロックＣ１を生成する。
Ｋ［０］と１つ前の暗号文ブロックＣ０とを対象に排他
的論理和演算が行なわれ入力鍵データＫ［０］（＋）Ｃ
０が出力される。データ暗号化部６０１において、換字
テーブルデータＴＧ（Ｋ［０］）及び入力鍵データＫ
［０］（＋）Ｃ０を用いて、平文ブロックＰ１に暗号処
理を施して暗号文ブロックＣ１を生成する。
【０１３５】（３）平文ブロックＰ２〜Ｐ３１の暗号処
理については、平文ブロックＰ１と同様である。 （４）続いて、平文ブロックＰ３２の暗号処理について
記す。平文ブロックＰ３２の暗号処理においても、鍵制
御部６０４から新たな実鍵データは出力されず、換字テ
ーブルデータ生成部６０２は新たな換字テーブルデータ
を生成しない。
理については、平文ブロックＰ１と同様である。 （４）続いて、平文ブロックＰ３２の暗号処理について
記す。平文ブロックＰ３２の暗号処理においても、鍵制
御部６０４から新たな実鍵データは出力されず、換字テ
ーブルデータ生成部６０２は新たな換字テーブルデータ
を生成しない。
【０１３６】入力鍵生成部６０３において、実鍵データ
Ｋ［０］と初期ブロックＩＶとを対象に排他的論理和演
算が行なわれ入力鍵データＫ［０］（＋）ＩＶが出力さ
れる。データ暗号化部６０１において、換字テーブルデ
ータＴＧ（Ｋ［０］）及び入力鍵データＫ［０］（＋）
ＩＶを用いて、平文ブロックＰ３２に暗号処理を施して
暗号文ブロックＣ３２を生成する。
Ｋ［０］と初期ブロックＩＶとを対象に排他的論理和演
算が行なわれ入力鍵データＫ［０］（＋）ＩＶが出力さ
れる。データ暗号化部６０１において、換字テーブルデ
ータＴＧ（Ｋ［０］）及び入力鍵データＫ［０］（＋）
ＩＶを用いて、平文ブロックＰ３２に暗号処理を施して
暗号文ブロックＣ３２を生成する。
【０１３７】（５）平文ブロックＰ３３〜Ｐ６３の暗号
処理については、平文ブロックＰ１と同様である。 （６）以下、平文ブロックＰ１０２３までは、平文ブロ
ックＰ３２〜Ｐ６３と同様の暗号処理を繰り返す。 （７）続いて、平文ブロックＰ１０２４の暗号処理につ
いて記す。
処理については、平文ブロックＰ１と同様である。 （６）以下、平文ブロックＰ１０２３までは、平文ブロ
ックＰ３２〜Ｐ６３と同様の暗号処理を繰り返す。 （７）続いて、平文ブロックＰ１０２４の暗号処理につ
いて記す。
【０１３８】鍵制御部６０４において、平文ブロックＰ
１０２４の暗号処理に用いる為に、暗号化鍵データから
生成された実鍵データＫ［１］が出力される。換字テー
ブルデータ生成部６０２において、実鍵データＫ［１］
から生成された換字テーブルデータＴＧ（Ｋ［１］）が
出力される。入力鍵生成部６０３において、実鍵データ
Ｋ［１］と初期ブロックＩＶとを対象に排他的論理和演
算が行なわれ入力鍵データＫ［１］（＋）ＩＶが出力さ
れる。
１０２４の暗号処理に用いる為に、暗号化鍵データから
生成された実鍵データＫ［１］が出力される。換字テー
ブルデータ生成部６０２において、実鍵データＫ［１］
から生成された換字テーブルデータＴＧ（Ｋ［１］）が
出力される。入力鍵生成部６０３において、実鍵データ
Ｋ［１］と初期ブロックＩＶとを対象に排他的論理和演
算が行なわれ入力鍵データＫ［１］（＋）ＩＶが出力さ
れる。
【０１３９】データ暗号化部６０１において、換字テー
ブルデータＴＧ（Ｋ［１］）及び入力鍵データＫ［１］
（＋）ＩＶを用いて、平文ブロックＰ１０２４に暗号処
理を施して暗号文ブロックＣ１０２４を生成する。 （８）続いて、平文ブロックＰ１０２５の暗号処理につ
いて記す。平文ブロックＰ１０２５の暗号処理において
は、鍵制御部６０４から新たな実鍵データは出力され
ず、換字テーブルデータ生成部６０２は新たな換字テー
ブルデータを生成しない。
ブルデータＴＧ（Ｋ［１］）及び入力鍵データＫ［１］
（＋）ＩＶを用いて、平文ブロックＰ１０２４に暗号処
理を施して暗号文ブロックＣ１０２４を生成する。 （８）続いて、平文ブロックＰ１０２５の暗号処理につ
いて記す。平文ブロックＰ１０２５の暗号処理において
は、鍵制御部６０４から新たな実鍵データは出力され
ず、換字テーブルデータ生成部６０２は新たな換字テー
ブルデータを生成しない。
【０１４０】入力鍵生成部６０３において、実鍵データ
Ｋ［１］と１つ前の暗号文ブロックＣ１０２４とを対象
に排他的論理和演算が行なわれ入力鍵データＫ［１］
（＋）Ｃ１０２４が出力される。データ暗号化部６０１
において、換字テーブルデータＴＧ（Ｋ［１］）及び入
力鍵データＫ［１］（＋）Ｃ１０２４を用いて、平文ブ
ロックＰ１０２５に暗号処理を施して暗号文ブロックＣ
１０２５を生成する。
Ｋ［１］と１つ前の暗号文ブロックＣ１０２４とを対象
に排他的論理和演算が行なわれ入力鍵データＫ［１］
（＋）Ｃ１０２４が出力される。データ暗号化部６０１
において、換字テーブルデータＴＧ（Ｋ［１］）及び入
力鍵データＫ［１］（＋）Ｃ１０２４を用いて、平文ブ
ロックＰ１０２５に暗号処理を施して暗号文ブロックＣ
１０２５を生成する。
【０１４１】（９）以下、最後のブロックまで、平文ブ
ロックＰ０〜Ｐ１０２３と同様の暗号処理を繰り返す。 （１０）暗号文ブロックの暗号処理については、上記
（１）〜（９）の逆変換であり、実鍵データと排他的論
理和演算を行なう対象がデータ暗号化部６０１で生成さ
れた暗号文ブロックではなく、データ復号化部７０１に
入力される１つ前の暗号文ブロックである点とが異なる
のみである。
ロックＰ０〜Ｐ１０２３と同様の暗号処理を繰り返す。 （１０）暗号文ブロックの暗号処理については、上記
（１）〜（９）の逆変換であり、実鍵データと排他的論
理和演算を行なう対象がデータ暗号化部６０１で生成さ
れた暗号文ブロックではなく、データ復号化部７０１に
入力される１つ前の暗号文ブロックである点とが異なる
のみである。
【０１４２】以下に、数式を用いてより具体的に説明す
る。なお、以下の暗号化処理の説明中で用いられる各記
号には、暗号化（ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ）の頭文字
「ｅ」を添え字として付けるものとし、復号化処理の説
明中で用いられる各記号には、復号化（ｄｅｓｃｒｙｐ
ｔｉｏｎ）の頭文字「ｄ」を添え字として付けるものと
する。
る。なお、以下の暗号化処理の説明中で用いられる各記
号には、暗号化（ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ）の頭文字
「ｅ」を添え字として付けるものとし、復号化処理の説
明中で用いられる各記号には、復号化（ｄｅｓｃｒｙｐ
ｔｉｏｎ）の頭文字「ｄ」を添え字として付けるものと
する。
【０１４３】鍵制御部６０４は、平文ブロックＰｅ（１
０２４×ｋ）（ｋ＝０，１，… ）の暗号処理の際に、
実鍵データＫｅ［ｋ ｍｏｄ １０］を出力し、平文ブロ
ックＰｅ（１０２４×ｋ）以外の暗号処理の際には、実
鍵データを出力しない。換字テーブルデータ生成部６０
２は、平文ブロックＰｅ（１０２４×ｋ）の暗号処理の
際に、鍵制御部６０４から入力した実鍵データＫｅ［ｋ
ｍｏｄ １０］に従って換字テーブルデータを生成して
出力し、平文ブロックＰｅ（１０２４×ｋ）以外の暗号
処理の際には、換字テーブルデータを出力しない。
０２４×ｋ）（ｋ＝０，１，… ）の暗号処理の際に、
実鍵データＫｅ［ｋ ｍｏｄ １０］を出力し、平文ブロ
ックＰｅ（１０２４×ｋ）以外の暗号処理の際には、実
鍵データを出力しない。換字テーブルデータ生成部６０
２は、平文ブロックＰｅ（１０２４×ｋ）の暗号処理の
際に、鍵制御部６０４から入力した実鍵データＫｅ［ｋ
ｍｏｄ １０］に従って換字テーブルデータを生成して
出力し、平文ブロックＰｅ（１０２４×ｋ）以外の暗号
処理の際には、換字テーブルデータを出力しない。
【０１４４】入力鍵生成部６０３は、平文ブロックＰｅ
（３２×ｊ）（ｊ＝０，１，… ）の暗号処理の際に、
初期ブロックＩＶｅと実鍵データＫｅ［（（（３２×
ｊ）−（（３２×ｊ）ｍｏｄ１０２４））／１０２４）
ｍｏｄ １０］とを対象に排他的論理和演算を行ない入
力鍵データを生成して出力する。平文ブロックＰｅ（３
２×ｊ）以外の平文ブロックＰｅｔの暗号処理の際に
は、暗号文ブロックＣｅ（ｔ−１）と実鍵データＫｅ
［（（ｔ−（ｔｍｏｄ１０２４））／１０２４）ｍｏｄ
１０］とを対象に排他的論理和演算を行ない入力鍵デ
ータを生成して出力する。よって、ｔ＝（３２×ｊ）
（ｊ＝０，１，… ）の時に、平文ブロックＰｅｔの暗
号処理の際に用いる入力鍵データＩＫｅｔは、 入力鍵データＩＫｅｔ＝Ｋｅ［（（ｔ−（ｔｍｏｄ１０２４））／１０２４） ｍｏｄ １０］（＋）ＩＶｅ −（式２１） ｔ＝（３２×ｊ）（ｊ＝０，１，… ）以外の時に、平
文ブロックＰｅｔの暗号処理の際に用いる入力鍵データ
ＩＫｅｔは、 入力鍵データＩＫｅｔ＝Ｋｅ［（（ｔ−（ｔｍｏｄ１０２４））／１０２４） ｍｏｄ １０］（＋）Ｃｅ（ｔ−１） −（式２２） となる。
（３２×ｊ）（ｊ＝０，１，… ）の暗号処理の際に、
初期ブロックＩＶｅと実鍵データＫｅ［（（（３２×
ｊ）−（（３２×ｊ）ｍｏｄ１０２４））／１０２４）
ｍｏｄ １０］とを対象に排他的論理和演算を行ない入
力鍵データを生成して出力する。平文ブロックＰｅ（３
２×ｊ）以外の平文ブロックＰｅｔの暗号処理の際に
は、暗号文ブロックＣｅ（ｔ−１）と実鍵データＫｅ
［（（ｔ−（ｔｍｏｄ１０２４））／１０２４）ｍｏｄ
１０］とを対象に排他的論理和演算を行ない入力鍵デ
ータを生成して出力する。よって、ｔ＝（３２×ｊ）
（ｊ＝０，１，… ）の時に、平文ブロックＰｅｔの暗
号処理の際に用いる入力鍵データＩＫｅｔは、 入力鍵データＩＫｅｔ＝Ｋｅ［（（ｔ−（ｔｍｏｄ１０２４））／１０２４） ｍｏｄ １０］（＋）ＩＶｅ −（式２１） ｔ＝（３２×ｊ）（ｊ＝０，１，… ）以外の時に、平
文ブロックＰｅｔの暗号処理の際に用いる入力鍵データ
ＩＫｅｔは、 入力鍵データＩＫｅｔ＝Ｋｅ［（（ｔ−（ｔｍｏｄ１０２４））／１０２４） ｍｏｄ １０］（＋）Ｃｅ（ｔ−１） −（式２２） となる。
【０１４５】ｉ＝（（ｔ−（ｔｍｏｄ１０２４））／１
０２４）ｍｏｄ １０とすると、換字テーブルデータＴ
Ｇｅ（Ｋｅ［ｉ］）なので、平文ブロックＰｅｔ （ｔ
＝０，１，… ）に暗号処理を施して得られる６４ビッ
トの暗号文ブロックＣｅｔは、 暗号文ブロックＣｅｔ＝Ｅｎｃ（Ｐｅｔ，ＴＧｅ（Ｋｅ［ｉ］），ＩＫｅｔ） −（式２３） で表せる。ここでＥｎｃはデータ暗号化部６０１内部の
処理内容を表す。
０２４）ｍｏｄ １０とすると、換字テーブルデータＴ
Ｇｅ（Ｋｅ［ｉ］）なので、平文ブロックＰｅｔ （ｔ
＝０，１，… ）に暗号処理を施して得られる６４ビッ
トの暗号文ブロックＣｅｔは、 暗号文ブロックＣｅｔ＝Ｅｎｃ（Ｐｅｔ，ＴＧｅ（Ｋｅ［ｉ］），ＩＫｅｔ） −（式２３） で表せる。ここでＥｎｃはデータ暗号化部６０１内部の
処理内容を表す。
【０１４６】よって、データ暗号化部６０１は、入力鍵
データＩＫｅｔ及び換字テーブルデータＴＧｅ（Ｋｅ
［ｉ］）を用いて、６４ビット単位で平文ブロックＰｅ
ｔに暗号処理を施して暗号文ブロックＣｅｔ＝Ｅｎｃ
（Ｐｅｔ，ＴＧｅ（Ｋｅ［ｉ］），ＩＫｅｔ）を生成す
る。鍵制御部７０４は、暗号文ブロックＣｄ（１０２４
×ｋ）（ｋ＝０，１，…）の暗号処理の際に、実鍵デー
タＫｄ［ｋ ｍｏｄ １０］を出力し、暗号文ブロックＣ
ｄ（１０２４×ｋ）以外の暗号処理の際には、実鍵デー
タを出力しない。
データＩＫｅｔ及び換字テーブルデータＴＧｅ（Ｋｅ
［ｉ］）を用いて、６４ビット単位で平文ブロックＰｅ
ｔに暗号処理を施して暗号文ブロックＣｅｔ＝Ｅｎｃ
（Ｐｅｔ，ＴＧｅ（Ｋｅ［ｉ］），ＩＫｅｔ）を生成す
る。鍵制御部７０４は、暗号文ブロックＣｄ（１０２４
×ｋ）（ｋ＝０，１，…）の暗号処理の際に、実鍵デー
タＫｄ［ｋ ｍｏｄ １０］を出力し、暗号文ブロックＣ
ｄ（１０２４×ｋ）以外の暗号処理の際には、実鍵デー
タを出力しない。
【０１４７】換字テーブルデータ生成部７０２は、暗号
文ブロックＣｄ（１０２４×ｋ）の暗号処理の際に、鍵
制御部７０４から入力した実鍵データＫｄ［ｋ ｍｏｄ
１０］に従って換字テーブルデータを生成して出力し、
暗号文ブロックＣｄ（１０２４×ｋ）以外の暗号処理の
際には、換字テーブルデータを出力しない。入力鍵生成
部７０３は、暗号文ブロックＣｄ（３２×ｊ）（ｊ＝
０，１，…）の暗号処理の際に、初期ブロックＩＶｄと
実鍵データＫｄ［（（（３２×ｊ）−（（３２×ｊ）ｍ
ｏｄ１０２４））／１０２４）ｍｏｄ １０］とを対象
に排他的論理和演算を行ない入力鍵データを生成して出
力する。暗号文ブロックＣｄ（３２×ｊ）以外の暗号文
ブロックＣｄｔの暗号処理の際には、暗号文ブロックＣ
ｄ（ｔ−１）と実鍵データＫｄ［（（ｔ−（ｔｍｏｄ１
０２４））／１０２４）ｍｏｄ １０］とを対象に排他
的論理和演算を行ない入力鍵データを生成して出力す
る。よって、ｔ＝（３２×ｊ）（ｊ＝０，１，… ）の
時に、暗号文ブロックＣｄｔの暗号処理の際に用いる入
力鍵データＩＫｄｔは、 入力鍵データＩＫｄｔ＝Ｋｄ［（（ｔ−（ｔｍｏｄ１０２４））／１０２４） ｍｏｄ １０］（＋）ＩＶｄ −（式２４） ｔ＝（３２×ｊ）（ｊ＝０，１，… ）以外の時に、暗
号文ブロックＣｄｔの暗号処理の際に用いる入力鍵デー
タＩＫｄｔは、 入力鍵データＩＫｄｔ＝Ｋｄ［（（ｔ−（ｔｍｏｄ１０２４））／１０２４） ｍｏｄ １０］（＋）Ｃｄ（ｔ−１） −（式２５） となる。
文ブロックＣｄ（１０２４×ｋ）の暗号処理の際に、鍵
制御部７０４から入力した実鍵データＫｄ［ｋ ｍｏｄ
１０］に従って換字テーブルデータを生成して出力し、
暗号文ブロックＣｄ（１０２４×ｋ）以外の暗号処理の
際には、換字テーブルデータを出力しない。入力鍵生成
部７０３は、暗号文ブロックＣｄ（３２×ｊ）（ｊ＝
０，１，…）の暗号処理の際に、初期ブロックＩＶｄと
実鍵データＫｄ［（（（３２×ｊ）−（（３２×ｊ）ｍ
ｏｄ１０２４））／１０２４）ｍｏｄ １０］とを対象
に排他的論理和演算を行ない入力鍵データを生成して出
力する。暗号文ブロックＣｄ（３２×ｊ）以外の暗号文
ブロックＣｄｔの暗号処理の際には、暗号文ブロックＣ
ｄ（ｔ−１）と実鍵データＫｄ［（（ｔ−（ｔｍｏｄ１
０２４））／１０２４）ｍｏｄ １０］とを対象に排他
的論理和演算を行ない入力鍵データを生成して出力す
る。よって、ｔ＝（３２×ｊ）（ｊ＝０，１，… ）の
時に、暗号文ブロックＣｄｔの暗号処理の際に用いる入
力鍵データＩＫｄｔは、 入力鍵データＩＫｄｔ＝Ｋｄ［（（ｔ−（ｔｍｏｄ１０２４））／１０２４） ｍｏｄ １０］（＋）ＩＶｄ −（式２４） ｔ＝（３２×ｊ）（ｊ＝０，１，… ）以外の時に、暗
号文ブロックＣｄｔの暗号処理の際に用いる入力鍵デー
タＩＫｄｔは、 入力鍵データＩＫｄｔ＝Ｋｄ［（（ｔ−（ｔｍｏｄ１０２４））／１０２４） ｍｏｄ １０］（＋）Ｃｄ（ｔ−１） −（式２５） となる。
【０１４８】前述のｉ＝（（ｔ−（ｔｍｏｄ１０２
４））／１０２４）ｍｏｄ １０を用いると、換字テー
ブルデータＴＧｄ（Ｋｄ［ｉ］）なので、暗号文ブロッ
クＣｄｔ（ｔ＝０，１，… ）に暗号処理を施して得ら
れる６４ビットの復号文ブロックＤｄｔは、 復号文ブロックＤｄｔ＝Ｄｅｃ（Ｃｄｔ，ＴＧｄ（Ｋｄ［ｉ］），ＩＫｄｔ） −（式２６） で表せる。ここでＤｅｃはデータ復号化部７０１内部の
処理内容を表す。
４））／１０２４）ｍｏｄ １０を用いると、換字テー
ブルデータＴＧｄ（Ｋｄ［ｉ］）なので、暗号文ブロッ
クＣｄｔ（ｔ＝０，１，… ）に暗号処理を施して得ら
れる６４ビットの復号文ブロックＤｄｔは、 復号文ブロックＤｄｔ＝Ｄｅｃ（Ｃｄｔ，ＴＧｄ（Ｋｄ［ｉ］），ＩＫｄｔ） −（式２６） で表せる。ここでＤｅｃはデータ復号化部７０１内部の
処理内容を表す。
【０１４９】よって、データ復号化部７０１は、入力鍵
データＩＫｄｔ及び換字テーブルデータＴＧｄ（Ｋｄ
［ｉ］）を用いて、６４ビット単位で暗号文ブロックＣ
ｄｔに暗号処理を施して復号文ブロックＤｄｔ＝Ｄｅｃ
（Ｃｄｔ，ＴＧｄ（Ｋｄ［ｉ］），ＩＫｄｔ）を生成す
る。ここで、ある平文ブロック列Ｐｅ０，Ｐｅ１，・・
・に対して、データ暗号化装置６０で任意の実鍵データ
と初期ブロックとを用いて暗号化した暗号文ブロック列
を、データ復号化装置７０でデータ暗号化装置６０で用
いたのと同じ実鍵データと初期ブロックとを用いて復号
した復号文ブロック列Ｄｄ０，Ｄｄ１、・・・は、元の
平文ブロック列と等しい事を示す。但し、換字テーブル
データ生成部６０２と換字テーブルデータ生成部７０２
とは全く同一の機能を有するものとする。従って、ある
実鍵データに従って換字テーブルデータ生成部６０２が
生成した換字テーブルデータと、同じ実鍵データに従っ
て換字テーブルデータ生成部７０２が生成した換字テー
ブルデータとは、勿論同一である。
データＩＫｄｔ及び換字テーブルデータＴＧｄ（Ｋｄ
［ｉ］）を用いて、６４ビット単位で暗号文ブロックＣ
ｄｔに暗号処理を施して復号文ブロックＤｄｔ＝Ｄｅｃ
（Ｃｄｔ，ＴＧｄ（Ｋｄ［ｉ］），ＩＫｄｔ）を生成す
る。ここで、ある平文ブロック列Ｐｅ０，Ｐｅ１，・・
・に対して、データ暗号化装置６０で任意の実鍵データ
と初期ブロックとを用いて暗号化した暗号文ブロック列
を、データ復号化装置７０でデータ暗号化装置６０で用
いたのと同じ実鍵データと初期ブロックとを用いて復号
した復号文ブロック列Ｄｄ０，Ｄｄ１、・・・は、元の
平文ブロック列と等しい事を示す。但し、換字テーブル
データ生成部６０２と換字テーブルデータ生成部７０２
とは全く同一の機能を有するものとする。従って、ある
実鍵データに従って換字テーブルデータ生成部６０２が
生成した換字テーブルデータと、同じ実鍵データに従っ
て換字テーブルデータ生成部７０２が生成した換字テー
ブルデータとは、勿論同一である。
【０１５０】（１）データ暗号化装置６０とデータ復号
化装置７０とで同じ実鍵データを用いるので、 実鍵データＫｅ＝実鍵データＫｄ 以下、これらを実鍵データＫｓと記す。 （２）データ暗号化装置６０とデータ復号化装置７０と
で、同じ初期ブロックを用いるので、 初期ブロックＩＶｅ＝初期ブロックＩＶｄ 以下、これらを初期ブロックＩＶｓと記す。
化装置７０とで同じ実鍵データを用いるので、 実鍵データＫｅ＝実鍵データＫｄ 以下、これらを実鍵データＫｓと記す。 （２）データ暗号化装置６０とデータ復号化装置７０と
で、同じ初期ブロックを用いるので、 初期ブロックＩＶｅ＝初期ブロックＩＶｄ 以下、これらを初期ブロックＩＶｓと記す。
【０１５１】（３）データ暗号化装置６０で暗号化した
暗号文ブロック列を、データ復号化装置７０で復号する
ので、 暗号文ブロックＣｅｔ＝暗号文ブロックＣｄｔ 以下、これらを暗号文ブロックＣｓｔと記す。 （４）上記（１）、（２）及び（式２１）より、ｔ＝
（３２×ｊ）（ｊ＝０，１，… ）の時に、平文ブロッ
クＰｅｔの暗号処理の際に用いる入力鍵データＩＫｅｔ
は、 入力鍵データＩＫｅｔ＝Ｋｓ［（（ｔ−（ｔｍｏｄ１０２４））／１０２４） ｍｏｄ １０］（＋）ＩＶｓ −（式２７） （５）上記（１）、（２）及び（式２４）より、ｔ＝
（３２×ｊ）（ｊ＝０，１，… ）の時に、暗号文ブロ
ックＣｓｔの暗号処理の際に用いる入力鍵データＩＫｄ
ｔは、 入力鍵データＩＫｄｔ＝Ｋｓ［（（ｔ−（ｔｍｏｄ１０２４））／１０２４） ｍｏｄ １０］（＋）ＩＶｓ −（式２８） （６）（式２７）の右辺と（式２８）の右辺が等しいの
で、ｔ＝（３２×ｊ）（ｊ＝０，１，… ）の時には、 入力鍵データＩＫｅｔ＝入力鍵データＩＫｄｔ が成り立つ。
暗号文ブロック列を、データ復号化装置７０で復号する
ので、 暗号文ブロックＣｅｔ＝暗号文ブロックＣｄｔ 以下、これらを暗号文ブロックＣｓｔと記す。 （４）上記（１）、（２）及び（式２１）より、ｔ＝
（３２×ｊ）（ｊ＝０，１，… ）の時に、平文ブロッ
クＰｅｔの暗号処理の際に用いる入力鍵データＩＫｅｔ
は、 入力鍵データＩＫｅｔ＝Ｋｓ［（（ｔ−（ｔｍｏｄ１０２４））／１０２４） ｍｏｄ １０］（＋）ＩＶｓ −（式２７） （５）上記（１）、（２）及び（式２４）より、ｔ＝
（３２×ｊ）（ｊ＝０，１，… ）の時に、暗号文ブロ
ックＣｓｔの暗号処理の際に用いる入力鍵データＩＫｄ
ｔは、 入力鍵データＩＫｄｔ＝Ｋｓ［（（ｔ−（ｔｍｏｄ１０２４））／１０２４） ｍｏｄ １０］（＋）ＩＶｓ −（式２８） （６）（式２７）の右辺と（式２８）の右辺が等しいの
で、ｔ＝（３２×ｊ）（ｊ＝０，１，… ）の時には、 入力鍵データＩＫｅｔ＝入力鍵データＩＫｄｔ が成り立つ。
【０１５２】（７）上記（１）、（３）及び（式２２）
より、ｔ＝（３２×ｊ）（ｊ＝０，１，… ）以外の時
に、平文ブロックＰｅｔの暗号処理の際に用いる入力鍵
データＩＫｅｔは、 入力鍵データＩＫｅｔ＝Ｋｓ［（（ｔ−（ｔｍｏｄ１０２４））／１０２４） ｍｏｄ １０］（＋）Ｃｓ（ｔ−１） −（式２９） （８）上記（１）、（３）及び（式２５）より、ｔ＝
（３２×ｊ）（ｊ＝０，１，… ）以外の時に、暗号文
ブロックＣｄｔの暗号処理の際に用いる入力鍵データＩ
Ｋｄｔは、 入力鍵データＩＫｄｔ＝Ｋｓ［（（ｔ−（ｔｍｏｄ１０２４））／１０２４） ｍｏｄ １０］（＋）Ｃｓ（ｔ−１） −（式３０） （９）（式２９）の右辺と（式３０）の右辺が等しいの
で、ｔ＝（３２×ｊ）（ｊ＝０，１，… ）以外の時に
は、 入力鍵データＩＫｅｔ＝入力鍵データＩＫｄｔ が成り立つ。
より、ｔ＝（３２×ｊ）（ｊ＝０，１，… ）以外の時
に、平文ブロックＰｅｔの暗号処理の際に用いる入力鍵
データＩＫｅｔは、 入力鍵データＩＫｅｔ＝Ｋｓ［（（ｔ−（ｔｍｏｄ１０２４））／１０２４） ｍｏｄ １０］（＋）Ｃｓ（ｔ−１） −（式２９） （８）上記（１）、（３）及び（式２５）より、ｔ＝
（３２×ｊ）（ｊ＝０，１，… ）以外の時に、暗号文
ブロックＣｄｔの暗号処理の際に用いる入力鍵データＩ
Ｋｄｔは、 入力鍵データＩＫｄｔ＝Ｋｓ［（（ｔ−（ｔｍｏｄ１０２４））／１０２４） ｍｏｄ １０］（＋）Ｃｓ（ｔ−１） −（式３０） （９）（式２９）の右辺と（式３０）の右辺が等しいの
で、ｔ＝（３２×ｊ）（ｊ＝０，１，… ）以外の時に
は、 入力鍵データＩＫｅｔ＝入力鍵データＩＫｄｔ が成り立つ。
【０１５３】（１０）上記（６）、（９）より、ｔ＝
（３２×ｊ）（ｊ＝０，１，… ）の時にも、ｔ＝（３
２×ｊ）（ｊ＝０，１，… ）以外の時にも、 入力鍵データＩＫｅｔ＝入力鍵データＩＫｄｔ が成り立つ。
（３２×ｊ）（ｊ＝０，１，… ）の時にも、ｔ＝（３
２×ｊ）（ｊ＝０，１，… ）以外の時にも、 入力鍵データＩＫｅｔ＝入力鍵データＩＫｄｔ が成り立つ。
【０１５４】以下、これらを入力鍵データＩＫｓｔと記
す。 （１１）換字テーブルデータ生成部６０２と換字テーブ
ルデータ生成部７０２とは全く同一の機能を有するの
で、 換字テーブルデータ ＴＧｅ（Ｋｓ［ｉ］）＝換字テー
ブルデータＴＧｄ（Ｋｓ［ｉ］） 以下、これらを換字テーブルデータ ＴＧｓ（Ｋｓ
［ｉ］）と記す。
す。 （１１）換字テーブルデータ生成部６０２と換字テーブ
ルデータ生成部７０２とは全く同一の機能を有するの
で、 換字テーブルデータ ＴＧｅ（Ｋｓ［ｉ］）＝換字テー
ブルデータＴＧｄ（Ｋｓ［ｉ］） 以下、これらを換字テーブルデータ ＴＧｓ（Ｋｓ
［ｉ］）と記す。
【０１５５】（１２）上記（１０）、（１１）、（式２
３）より、平文ブロックＰｅｔ （ｔ＝０，１，… ）に
暗号処理を施して得られる６４ビットの暗号文ブロック
Ｃｓｔは、 暗号文ブロックＣｓｔ＝Ｅｎｃ（Ｐｅｔ，ＴＧｓ（Ｋｓ［ｉ］），ＩＫｓｔ） −（式３１） （１３）上記（１０）、（１１）、（式２６）より、暗
号文ブロックＣｓｔ （ｔ＝０，１，… ）に暗号処理を
施して得られる６４ビットの復号文ブロックＤｄｔは、 復号文ブロックＤｄｔ＝Ｄｅｃ（Ｃｓｔ，ＴＧｓ（Ｋｓ［ｉ］），ＩＫｓｔ） −（式３２） （１４）（式３２）のＣｓｔに（式３１）を代入して、 復号文ブロックＤｄｔ＝Ｄｅｃ（Ｅｎｃ（Ｐｅｔ，ＴＧｓ（Ｋｓ［ｉ］），Ｉ Ｋｓｔ），ＴＧｓ（Ｋｓ［ｉ］），ＩＫｓｔ） −（式３３） （１５）ここで、実施の形態１において説明したデータ
撹乱部１０１で暗号化された平文データがデータ撹乱部
２０１で復号化されるのと同様の原理により、データ暗
号化部６０１において、平文ブロックαに対して３２Ｋ
ビットの換字テーブルデータβ及び６４ビットの入力鍵
データγに従って暗号化した結果のブロックを、データ
復号化部７０１において、暗号化で用いたものと同じ換
字テーブルデータβ及び入力鍵データγによって復号化
した時に得られるブロックはもとの平文ブロックαに等
しい、すなわち、 Ｄｅｃ（Ｅｎｃ（α，β，γ），β，γ）＝α −（式３４） （１６）よって、（式３３）及び（式３４）より、 復号文ブロックＤｄｔ＝平文ブロックＰｅｔ −（式３５） が成り立つ。
３）より、平文ブロックＰｅｔ （ｔ＝０，１，… ）に
暗号処理を施して得られる６４ビットの暗号文ブロック
Ｃｓｔは、 暗号文ブロックＣｓｔ＝Ｅｎｃ（Ｐｅｔ，ＴＧｓ（Ｋｓ［ｉ］），ＩＫｓｔ） −（式３１） （１３）上記（１０）、（１１）、（式２６）より、暗
号文ブロックＣｓｔ （ｔ＝０，１，… ）に暗号処理を
施して得られる６４ビットの復号文ブロックＤｄｔは、 復号文ブロックＤｄｔ＝Ｄｅｃ（Ｃｓｔ，ＴＧｓ（Ｋｓ［ｉ］），ＩＫｓｔ） −（式３２） （１４）（式３２）のＣｓｔに（式３１）を代入して、 復号文ブロックＤｄｔ＝Ｄｅｃ（Ｅｎｃ（Ｐｅｔ，ＴＧｓ（Ｋｓ［ｉ］），Ｉ Ｋｓｔ），ＴＧｓ（Ｋｓ［ｉ］），ＩＫｓｔ） −（式３３） （１５）ここで、実施の形態１において説明したデータ
撹乱部１０１で暗号化された平文データがデータ撹乱部
２０１で復号化されるのと同様の原理により、データ暗
号化部６０１において、平文ブロックαに対して３２Ｋ
ビットの換字テーブルデータβ及び６４ビットの入力鍵
データγに従って暗号化した結果のブロックを、データ
復号化部７０１において、暗号化で用いたものと同じ換
字テーブルデータβ及び入力鍵データγによって復号化
した時に得られるブロックはもとの平文ブロックαに等
しい、すなわち、 Ｄｅｃ（Ｅｎｃ（α，β，γ），β，γ）＝α −（式３４） （１６）よって、（式３３）及び（式３４）より、 復号文ブロックＤｄｔ＝平文ブロックＰｅｔ −（式３５） が成り立つ。
【０１５６】ここで、データ暗号化装置６０の安全性に
ついて述べる。この安全性はデータ暗号化部６０１の安
全性に大きく依存している。本実施の形態の場合、実鍵
データをＣＫｔとすると、データ暗号化部６０１へ入力
される入力鍵データＩＫｔは、 入力鍵データＩＫｔ＝ＣＫｔ（＋）ＩＶ （ｔ＝ｋ×３２ のとき） 入力鍵データＩＫｔ＝ＣＫｔ（＋）Ｃ（ｔ−１） （ｔ≠ｋ×３２ のとき） となる。 −（式３６） ここで、ｋ＝０，１，… である。
ついて述べる。この安全性はデータ暗号化部６０１の安
全性に大きく依存している。本実施の形態の場合、実鍵
データをＣＫｔとすると、データ暗号化部６０１へ入力
される入力鍵データＩＫｔは、 入力鍵データＩＫｔ＝ＣＫｔ（＋）ＩＶ （ｔ＝ｋ×３２ のとき） 入力鍵データＩＫｔ＝ＣＫｔ（＋）Ｃ（ｔ−１） （ｔ≠ｋ×３２ のとき） となる。 −（式３６） ここで、ｋ＝０，１，… である。
【０１５７】（式３６）において、Ｃ（ｔ−１）は暗号
文ブロックであるから、暗号解読者には既知である。し
かし初期値ＩＶ及び鍵制御部６０４から出力される実鍵
データＣＫｔは解読者には未知の値であるから、暗号解
読者にとっては入力鍵データＩＫｔの値も未知である。
従って、暗号解読者は既知平文攻撃によって、コンピュ
ータ上でデータ暗号化部６０１をシミュレートしたとし
ても、暗号化鍵データを見つけることはできない。
文ブロックであるから、暗号解読者には既知である。し
かし初期値ＩＶ及び鍵制御部６０４から出力される実鍵
データＣＫｔは解読者には未知の値であるから、暗号解
読者にとっては入力鍵データＩＫｔの値も未知である。
従って、暗号解読者は既知平文攻撃によって、コンピュ
ータ上でデータ暗号化部６０１をシミュレートしたとし
ても、暗号化鍵データを見つけることはできない。
【０１５８】また、本実施の形態においては、入力鍵デ
ータを平文ブロックＰｔの暗号化毎に更新していくの
で、入力鍵データを全て同じとする場合と比べて安全性
が向上している。さらに、本実施の形態においては、１
０２４個の平文ブロックを暗号化する毎にデータ暗号化
部に入力される換字テーブルデータが更新されるので、
換字テーブルデータを全て同じとする場合と比べて安全
性が向上している。
ータを平文ブロックＰｔの暗号化毎に更新していくの
で、入力鍵データを全て同じとする場合と比べて安全性
が向上している。さらに、本実施の形態においては、１
０２４個の平文ブロックを暗号化する毎にデータ暗号化
部に入力される換字テーブルデータが更新されるので、
換字テーブルデータを全て同じとする場合と比べて安全
性が向上している。
【０１５９】また、本実施の形態では、３２Ｋビットの
換字テーブルデータの生成は暗号化又は復号化を１０２
４回実行する毎に１回だけしか行わないこと、及び、デ
ータ暗号化部６０１及びデータ復号化部７０１内部で行
う２５６ビットの部分鍵の生成よりも換字テーブルデー
タの生成の方がはるかに時間がかかることから、従来例
３のように暗号化の高速性を損なうことなく、且つ安全
性を強化している。
換字テーブルデータの生成は暗号化又は復号化を１０２
４回実行する毎に１回だけしか行わないこと、及び、デ
ータ暗号化部６０１及びデータ復号化部７０１内部で行
う２５６ビットの部分鍵の生成よりも換字テーブルデー
タの生成の方がはるかに時間がかかることから、従来例
３のように暗号化の高速性を損なうことなく、且つ安全
性を強化している。
【０１６０】なお、本実施の形態においては、入力鍵生
成部６０３，７０３で２つの６４ビットの演算対象に対
してビット毎の排他的論理和演算が行なわれるが、融合
手段として他の如何なる処理を用いても同様な効果が得
られる。また、本実施の形態においては、鍵制御部６０
４，７０４から生成される実鍵データは６４ビットとし
ているが、必ずしも６４ビットである必要はない。実鍵
データが６４ビット以下、例えば４０ビットの場合に
は、出力データが６４ビットとなるようなデータ融合手
段を、入力鍵生成部６０３，７０３に用いればよい。
成部６０３，７０３で２つの６４ビットの演算対象に対
してビット毎の排他的論理和演算が行なわれるが、融合
手段として他の如何なる処理を用いても同様な効果が得
られる。また、本実施の形態においては、鍵制御部６０
４，７０４から生成される実鍵データは６４ビットとし
ているが、必ずしも６４ビットである必要はない。実鍵
データが６４ビット以下、例えば４０ビットの場合に
は、出力データが６４ビットとなるようなデータ融合手
段を、入力鍵生成部６０３，７０３に用いればよい。
【０１６１】また、本実施の形態においては、入力鍵生
成部６０３に１つ前の暗号化で生成される暗号文データ
を入力しているが、１つ前の暗号化の処理過程で得られ
る６４ビットの値であれば何でもよい。さらにこの値
は、必ずしも６４ビットである必要はなく、６４ビット
以下、例えば４０ビットの場合には、出力データが６４
ビットとなるようなデータ融合手段を、入力鍵生成部６
０３，７０３に用いればよい。
成部６０３に１つ前の暗号化で生成される暗号文データ
を入力しているが、１つ前の暗号化の処理過程で得られ
る６４ビットの値であれば何でもよい。さらにこの値
は、必ずしも６４ビットである必要はなく、６４ビット
以下、例えば４０ビットの場合には、出力データが６４
ビットとなるようなデータ融合手段を、入力鍵生成部６
０３，７０３に用いればよい。
【０１６２】また、本実施の形態においては、データ暗
号化部６０１がＢｌｏｗｆｉｓｈ暗号方式を用いている
が、鍵データに基づいて換字テーブルデータを生成する
ようなブロック暗号方式であれば何でもよい。また、本
実施の形態では、各６４ビットの実鍵データ１０組から
なる暗号化鍵データを装置内に保管しているが、最初の
ブロックの暗号処理に用いる６４ビットの実鍵データを
１個だけ保管しておき、他の実鍵データは平文データと
共に暗号化して送信側から伝送するようにするか、又
は、Ｄｉｆｆｉｅ−Ｈｅｌｌｍａｎ方式などの公開鍵暗
号方式を用いて暗号化鍵データを配送して共有するよう
にしてもよい。
号化部６０１がＢｌｏｗｆｉｓｈ暗号方式を用いている
が、鍵データに基づいて換字テーブルデータを生成する
ようなブロック暗号方式であれば何でもよい。また、本
実施の形態では、各６４ビットの実鍵データ１０組から
なる暗号化鍵データを装置内に保管しているが、最初の
ブロックの暗号処理に用いる６４ビットの実鍵データを
１個だけ保管しておき、他の実鍵データは平文データと
共に暗号化して送信側から伝送するようにするか、又
は、Ｄｉｆｆｉｅ−Ｈｅｌｌｍａｎ方式などの公開鍵暗
号方式を用いて暗号化鍵データを配送して共有するよう
にしてもよい。
【０１６３】また、上記各実施の形態はデータ暗号化装
置で平文データを入力して暗号化し、データ復号化装置
で暗号文データを復号化するものであるが、データ暗号
化装置における暗号化とデータ復号化装置における復号
化とは逆変換の関係にあるので、それぞれ暗号化装置に
も復号化装置にも成り得る。よって、上記各実施の形態
において、上記各データ復号化装置が平文データを入力
して暗号化し、上記各データ暗号化装置が暗号文データ
を復号化するものであってもよい。
置で平文データを入力して暗号化し、データ復号化装置
で暗号文データを復号化するものであるが、データ暗号
化装置における暗号化とデータ復号化装置における復号
化とは逆変換の関係にあるので、それぞれ暗号化装置に
も復号化装置にも成り得る。よって、上記各実施の形態
において、上記各データ復号化装置が平文データを入力
して暗号化し、上記各データ暗号化装置が暗号文データ
を復号化するものであってもよい。
【０１６４】また、各実施の形態は、ＬｏｇｉｃＩＣ等
のハードウェアであるものとして説明したが、ソフトウ
ェアで実現するものであってもよい。さらに、当該ソフ
トウェアは、ＣＤ−ＲＯＭ等のコンピュータ読み取り可
能な記憶媒体に記憶された形でも装置等の場合と同様
に、生産、使用、譲渡、貸渡し、輸入、又は譲渡若しく
は貸渡しの申出等の対象となる。
のハードウェアであるものとして説明したが、ソフトウ
ェアで実現するものであってもよい。さらに、当該ソフ
トウェアは、ＣＤ−ＲＯＭ等のコンピュータ読み取り可
能な記憶媒体に記憶された形でも装置等の場合と同様
に、生産、使用、譲渡、貸渡し、輸入、又は譲渡若しく
は貸渡しの申出等の対象となる。
【０１６５】
【発明の効果】本発明に係る暗号処理装置は、換字デー
タを用いて入力データに暗号処理を施し出力データを生
成する暗号処理装置であって、Ｎ及びＭを２以上の整数
とした場合、所定ビットの換字データを（２＾Ｎ）個保
管する保管手段と、（Ｎ×Ｍ）ビットの入力データをＭ
個に等分して各Ｎビットの分割データをＭ個生成する分
割手段と、分割手段が生成したＭ個の分割データ又はそ
れらの分割データに合成処理を施して生成した入力合成
データを入力としＮビットの入力毎に保管手段が保管す
る（２＾Ｎ）個の換字データから前記所定ビットの換字
データを１個特定して出力する換字手段と、換字手段が
出力した換字データが入力され複数の異なる固定変換を
施すことによって前記所定ビットの変換データをＭ個生
成する固定変換手段と、固定変換手段が生成したＭ個の
変換データに基づいて（Ｎ×Ｍ）ビットの出力データを
生成する出力データ生成手段とを備えることを特徴とす
る。
タを用いて入力データに暗号処理を施し出力データを生
成する暗号処理装置であって、Ｎ及びＭを２以上の整数
とした場合、所定ビットの換字データを（２＾Ｎ）個保
管する保管手段と、（Ｎ×Ｍ）ビットの入力データをＭ
個に等分して各Ｎビットの分割データをＭ個生成する分
割手段と、分割手段が生成したＭ個の分割データ又はそ
れらの分割データに合成処理を施して生成した入力合成
データを入力としＮビットの入力毎に保管手段が保管す
る（２＾Ｎ）個の換字データから前記所定ビットの換字
データを１個特定して出力する換字手段と、換字手段が
出力した換字データが入力され複数の異なる固定変換を
施すことによって前記所定ビットの変換データをＭ個生
成する固定変換手段と、固定変換手段が生成したＭ個の
変換データに基づいて（Ｎ×Ｍ）ビットの出力データを
生成する出力データ生成手段とを備えることを特徴とす
る。
【０１６６】これによって、少ない換字テーブルデータ
で高い安全性を得ることができる。従って、ハードウェ
ア／ソフトウェア両面での実装が簡便なデータ暗号化装
置が実現できる。また、前記固定変換手段における各固
定変換はローテーション処理であり各固定変換は互いに
ローテーションするビット数が異なることを特徴とする
こともできる。
で高い安全性を得ることができる。従って、ハードウェ
ア／ソフトウェア両面での実装が簡便なデータ暗号化装
置が実現できる。また、前記固定変換手段における各固
定変換はローテーション処理であり各固定変換は互いに
ローテーションするビット数が異なることを特徴とする
こともできる。
【０１６７】これによって、各固定変換のローテーショ
ンのビット数を互いに異なるものとするだけで、各固定
変換において異なる固定変換が施される。また、前記暗
号処理装置は、さらに、鍵データを入手する鍵入手手段
と、鍵入手手段が入手した鍵データに基づいて前記固定
変換手段における各固定変換のローテーションの回数を
決定する回数決定手段とを備えることを特徴とすること
もできる。
ンのビット数を互いに異なるものとするだけで、各固定
変換において異なる固定変換が施される。また、前記暗
号処理装置は、さらに、鍵データを入手する鍵入手手段
と、鍵入手手段が入手した鍵データに基づいて前記固定
変換手段における各固定変換のローテーションの回数を
決定する回数決定手段とを備えることを特徴とすること
もできる。
【０１６８】これによって、鍵データに基づいてローテ
ーションの回数を決定することができる。従って、より
高い安全性を得ることができる。また、前記保管手段が
保管する換字データの所定ビットは（Ｎ×Ｍ）ビットで
あり、前記換字手段は前記分割手段が生成したＭ個の分
割データのそれぞれに基づいて保管手段が保管する（２
＾Ｎ）個の換字データからそれぞれ１個を特定し各（Ｎ
×Ｍ）ビットの換字データをＭ個出力し、前記固定変換
手段は換字手段が出力したＭ個の換字データにそれぞれ
異なる固定変換を施すことによって、（Ｎ×Ｍ）ビット
の変換データをＭ個生成し、前記出力データ生成手段は
固定変換手段が生成したＭ個の変換データの全てを対象
に合成処理を施すことによって、（Ｎ×Ｍ）ビットの出
力データを生成することを特徴とすることもできる。
ーションの回数を決定することができる。従って、より
高い安全性を得ることができる。また、前記保管手段が
保管する換字データの所定ビットは（Ｎ×Ｍ）ビットで
あり、前記換字手段は前記分割手段が生成したＭ個の分
割データのそれぞれに基づいて保管手段が保管する（２
＾Ｎ）個の換字データからそれぞれ１個を特定し各（Ｎ
×Ｍ）ビットの換字データをＭ個出力し、前記固定変換
手段は換字手段が出力したＭ個の換字データにそれぞれ
異なる固定変換を施すことによって、（Ｎ×Ｍ）ビット
の変換データをＭ個生成し、前記出力データ生成手段は
固定変換手段が生成したＭ個の変換データの全てを対象
に合成処理を施すことによって、（Ｎ×Ｍ）ビットの出
力データを生成することを特徴とすることもできる。
【０１６９】これによって、安全性を損なうことなく換
字テーブルデータを従来の１／Ｍに削減できる。従っ
て、ハードウェア／ソフトウェア両面での実装が簡便な
データ暗号化装置が実現できる。また、前記出力データ
生成手段における合成処理を構成する各処理はそれぞ
れ、算術和及びビット毎の排他的論理和の内の何れかを
行なことを特徴とすることもできる。
字テーブルデータを従来の１／Ｍに削減できる。従っ
て、ハードウェア／ソフトウェア両面での実装が簡便な
データ暗号化装置が実現できる。また、前記出力データ
生成手段における合成処理を構成する各処理はそれぞ
れ、算術和及びビット毎の排他的論理和の内の何れかを
行なことを特徴とすることもできる。
【０１７０】これによって、算術和及びビット毎の排他
的論理和の内の何れかを行なうことで合成処理が行われ
る。従って、処理が簡単であり処理速度も問題にならな
い。また、前記保管手段が保管する換字データの所定ビ
ットはＮビットであり、前記換字手段は前記分割手段が
生成したＭ個の分割データの全てを対象に全体合成処理
を施すことによってＮビットの入力合成データを生成す
る入力合成手段を含みＮビットの入力合成データに基づ
いて保管手段が保管する（２＾Ｎ）個の換字データから
１個を特定しＮビットの換字データを出力し、前記固定
変換手段は換字手段が出力した換字データに異なるＭ個
の固定変換を個々に施すことによってＮビットの変換デ
ータをＭ個生成し、前記出力データ生成手段は、前記分
割手段が生成したＭ個の分割データの内の１個と前記固
定変換手段が生成したＭ個の変換データの内の１個とを
対象に個別合成処理をそれぞれ施すことによってＮビッ
トの出力合成データをＭ個生成する出力合成手段と、前
記出力合成手段が生成した各ＮビットのＭ個の出力合成
データを連結処理を施すことによって（Ｎ×Ｍ）ビット
の出力データを生成する連結手段とを含むことを特徴と
することもできる。
的論理和の内の何れかを行なうことで合成処理が行われ
る。従って、処理が簡単であり処理速度も問題にならな
い。また、前記保管手段が保管する換字データの所定ビ
ットはＮビットであり、前記換字手段は前記分割手段が
生成したＭ個の分割データの全てを対象に全体合成処理
を施すことによってＮビットの入力合成データを生成す
る入力合成手段を含みＮビットの入力合成データに基づ
いて保管手段が保管する（２＾Ｎ）個の換字データから
１個を特定しＮビットの換字データを出力し、前記固定
変換手段は換字手段が出力した換字データに異なるＭ個
の固定変換を個々に施すことによってＮビットの変換デ
ータをＭ個生成し、前記出力データ生成手段は、前記分
割手段が生成したＭ個の分割データの内の１個と前記固
定変換手段が生成したＭ個の変換データの内の１個とを
対象に個別合成処理をそれぞれ施すことによってＮビッ
トの出力合成データをＭ個生成する出力合成手段と、前
記出力合成手段が生成した各ＮビットのＭ個の出力合成
データを連結処理を施すことによって（Ｎ×Ｍ）ビット
の出力データを生成する連結手段とを含むことを特徴と
することもできる。
【０１７１】これによって、安全性を損なうことなく換
字テーブルデータを従来の１／Ｍ／Ｍに削減できる。従
って、ハードウェア／ソフトウェア両面での実装が簡便
なデータ暗号化装置が実現できる。また、前記入力合成
手段における全体合成処理を構成する各処理はそれぞれ
は、算術和及びビット毎の排他的論理和の内の何れかを
行なうことを特徴とすることもできる。
字テーブルデータを従来の１／Ｍ／Ｍに削減できる。従
って、ハードウェア／ソフトウェア両面での実装が簡便
なデータ暗号化装置が実現できる。また、前記入力合成
手段における全体合成処理を構成する各処理はそれぞれ
は、算術和及びビット毎の排他的論理和の内の何れかを
行なうことを特徴とすることもできる。
【０１７２】これによって、算術和及びビット毎の排他
的論理和の内の何れかを行なうことで全体合成処理が行
われる。従って、処理が簡単であり処理速度も問題にな
らない。また、前記入力合成手段における全体合成処理
を構成する各処理はそれぞれは前記分割手段が生成した
Ｍ個の分割データにそれぞれ異なる固定変換を施した後
に算術和及びビット毎の排他的論理和の内の何れかを行
なうことを特徴とすることもできる。
的論理和の内の何れかを行なうことで全体合成処理が行
われる。従って、処理が簡単であり処理速度も問題にな
らない。また、前記入力合成手段における全体合成処理
を構成する各処理はそれぞれは前記分割手段が生成した
Ｍ個の分割データにそれぞれ異なる固定変換を施した後
に算術和及びビット毎の排他的論理和の内の何れかを行
なうことを特徴とすることもできる。
【０１７３】これによって、それぞれ異なる固定変換を
施した後に算術和及びビット毎の排他的論理和の内の何
れかを行なうことで全体合成処理が行われる。従って、
処理が簡単であり処理速度も問題にならない上、固定変
換を施す分高い安全性を得ることができる。また、前記
出力合成手段における個別合成処理はそれぞれ、算術和
及びビット毎の排他的論理和の内の何れかを行なうこと
を特徴とすることもできる。
施した後に算術和及びビット毎の排他的論理和の内の何
れかを行なうことで全体合成処理が行われる。従って、
処理が簡単であり処理速度も問題にならない上、固定変
換を施す分高い安全性を得ることができる。また、前記
出力合成手段における個別合成処理はそれぞれ、算術和
及びビット毎の排他的論理和の内の何れかを行なうこと
を特徴とすることもできる。
【０１７４】これによって、算術和及びビット毎の排他
的論理和の内の何れかを行なうことで個別合成処理が行
われる。従って、処理が簡単であり処理速度も問題にな
らない。本発明に係る暗号処理装置は、換字テーブルデ
ータを作成しこれを用いて入力データに暗号処理を施し
出力データを生成する暗号処理装置であって、鍵データ
を保持する鍵データ保持手段と、換字テーブルデータを
保持する換字テーブルデータ保持手段と、入力データを
所定のビット数のブロック単位に分割し入力ブロックと
して順次出力するブロック化手段と、所定数の入力ブロ
ックに暗号処理を施した後で次の入力ブロックに暗号処
理を施す場合に換字テーブルデータを作成し換字テーブ
ルデータ保持手段に保持された換字テーブルデータを作
成した換字テーブルデータに更新する換字テーブルデー
タ作成手段と、前の入力ブロックに暗号処理を施した後
で次の入力ブロックに暗号処理を施す場合には鍵データ
保持手段に保持された鍵データに前の入力ブロックに暗
号処理を施した際に暗号処理手段が生成した出力ブロッ
クを用いてビット変換を施し鍵データを変換する鍵デー
タ変換手段と、換字テーブルデータ保持手段に保持され
た換字テーブルデータと前記鍵データとを用いてブロッ
ク化手段が順次出力する入力ブロックに暗号処理を施す
ことによって順次出力ブロックを生成する暗号処理手段
とを備える。
的論理和の内の何れかを行なうことで個別合成処理が行
われる。従って、処理が簡単であり処理速度も問題にな
らない。本発明に係る暗号処理装置は、換字テーブルデ
ータを作成しこれを用いて入力データに暗号処理を施し
出力データを生成する暗号処理装置であって、鍵データ
を保持する鍵データ保持手段と、換字テーブルデータを
保持する換字テーブルデータ保持手段と、入力データを
所定のビット数のブロック単位に分割し入力ブロックと
して順次出力するブロック化手段と、所定数の入力ブロ
ックに暗号処理を施した後で次の入力ブロックに暗号処
理を施す場合に換字テーブルデータを作成し換字テーブ
ルデータ保持手段に保持された換字テーブルデータを作
成した換字テーブルデータに更新する換字テーブルデー
タ作成手段と、前の入力ブロックに暗号処理を施した後
で次の入力ブロックに暗号処理を施す場合には鍵データ
保持手段に保持された鍵データに前の入力ブロックに暗
号処理を施した際に暗号処理手段が生成した出力ブロッ
クを用いてビット変換を施し鍵データを変換する鍵デー
タ変換手段と、換字テーブルデータ保持手段に保持され
た換字テーブルデータと前記鍵データとを用いてブロッ
ク化手段が順次出力する入力ブロックに暗号処理を施す
ことによって順次出力ブロックを生成する暗号処理手段
とを備える。
【０１７５】また、換字テーブルデータを作成しこれを
用いて入力データに暗号処理を施し出力データを生成す
る暗号処理装置であって、鍵データを保持する鍵データ
保持手段と、換字テーブルデータを保持する換字テーブ
ルデータ保持手段と、入力データを所定のビット数のブ
ロック単位に分割し入力ブロックとして順次出力するブ
ロック化手段と、所定数の入力ブロックに暗号処理を施
した後で次の入力ブロックに暗号処理を施す場合に換字
テーブルデータを作成し換字テーブルデータ保持手段に
保持された換字テーブルデータを作成した換字テーブル
データに更新する換字テーブルデータ作成手段と、前の
入力ブロックに暗号処理を施した後で次の入力ブロック
に暗号処理を施す場合には鍵データ保持手段に保持され
た鍵データに前の入力ブロックを用いてビット変換を施
し鍵データを変換する鍵データ変換手段と、換字テーブ
ルデータ保持手段に保持された換字テーブルデータと前
記鍵データとを用いてブロック化手段が順次出力する入
力ブロックに暗号処理を施すことによって順次出力ブロ
ックを生成する暗号処理手段とを備えるものであっても
よい。
用いて入力データに暗号処理を施し出力データを生成す
る暗号処理装置であって、鍵データを保持する鍵データ
保持手段と、換字テーブルデータを保持する換字テーブ
ルデータ保持手段と、入力データを所定のビット数のブ
ロック単位に分割し入力ブロックとして順次出力するブ
ロック化手段と、所定数の入力ブロックに暗号処理を施
した後で次の入力ブロックに暗号処理を施す場合に換字
テーブルデータを作成し換字テーブルデータ保持手段に
保持された換字テーブルデータを作成した換字テーブル
データに更新する換字テーブルデータ作成手段と、前の
入力ブロックに暗号処理を施した後で次の入力ブロック
に暗号処理を施す場合には鍵データ保持手段に保持され
た鍵データに前の入力ブロックを用いてビット変換を施
し鍵データを変換する鍵データ変換手段と、換字テーブ
ルデータ保持手段に保持された換字テーブルデータと前
記鍵データとを用いてブロック化手段が順次出力する入
力ブロックに暗号処理を施すことによって順次出力ブロ
ックを生成する暗号処理手段とを備えるものであっても
よい。
【０１７６】また、換字テーブルデータを作成しこれを
用いて入力データに暗号処理を施し出力データを生成す
る暗号処理装置であって、鍵データを保持する鍵データ
保持手段と、換字テーブルデータを保持する換字テーブ
ルデータ保持手段と、入力データを所定のビット数のブ
ロック単位に分割し入力ブロックとして順次出力するブ
ロック化手段と、所定数の入力ブロックに暗号処理を施
した後で次の入力ブロックに暗号処理を施す場合に換字
テーブルデータを作成し換字テーブルデータ保持手段に
保持された換字テーブルデータを作成した換字テーブル
データに更新する換字テーブルデータ作成手段と、一個
の入力ブロックに暗号処理を施した後で次の入力ブロッ
クに暗号処理を施す場合には鍵データ保持手段に保持さ
れた鍵データに前の入力ブロックに暗号処理を施す間に
暗号処理手段が生成した中間ブロックを用いてビット変
換を施し鍵データを変換する鍵データ変換手段と、換字
テーブルデータ保持手段に保持された換字テーブルデー
タと前記鍵データとを用いてブロック化手段が順次出力
する入力ブロックに暗号処理を施すことによって順次暗
号処理の過程で得られる中間ブロックと暗号処理の結果
に得られる出力ブロックとを生成する暗号処理手段とを
備えるものであってもよい。
用いて入力データに暗号処理を施し出力データを生成す
る暗号処理装置であって、鍵データを保持する鍵データ
保持手段と、換字テーブルデータを保持する換字テーブ
ルデータ保持手段と、入力データを所定のビット数のブ
ロック単位に分割し入力ブロックとして順次出力するブ
ロック化手段と、所定数の入力ブロックに暗号処理を施
した後で次の入力ブロックに暗号処理を施す場合に換字
テーブルデータを作成し換字テーブルデータ保持手段に
保持された換字テーブルデータを作成した換字テーブル
データに更新する換字テーブルデータ作成手段と、一個
の入力ブロックに暗号処理を施した後で次の入力ブロッ
クに暗号処理を施す場合には鍵データ保持手段に保持さ
れた鍵データに前の入力ブロックに暗号処理を施す間に
暗号処理手段が生成した中間ブロックを用いてビット変
換を施し鍵データを変換する鍵データ変換手段と、換字
テーブルデータ保持手段に保持された換字テーブルデー
タと前記鍵データとを用いてブロック化手段が順次出力
する入力ブロックに暗号処理を施すことによって順次暗
号処理の過程で得られる中間ブロックと暗号処理の結果
に得られる出力ブロックとを生成する暗号処理手段とを
備えるものであってもよい。
【０１７７】これによって、鍵データより生成される換
字テーブルデータは１ブロックを処理する毎には生成さ
れないが、鍵データは１ブロックを処理する毎に変換さ
れる。従って、高速性を損なうことがないにも関らず安
全性の高いデータ暗号化装置が実現できる。
字テーブルデータは１ブロックを処理する毎には生成さ
れないが、鍵データは１ブロックを処理する毎に変換さ
れる。従って、高速性を損なうことがないにも関らず安
全性の高いデータ暗号化装置が実現できる。
【０１７８】また、前記暗号処理装置は、さらに、前記
所定数の入力ブロックに暗号処理を施した後で次の入力
ブロックに暗号処理を施す場合に鍵データを入手して鍵
データ保持手段に保持された鍵データを更新する鍵デー
タ入手手段を備え、前記換字テーブルデータ作成手段は
鍵データ入手手段により入手された鍵データに基づいて
換字テーブルデータを作成することを特徴とすることも
できる。
所定数の入力ブロックに暗号処理を施した後で次の入力
ブロックに暗号処理を施す場合に鍵データを入手して鍵
データ保持手段に保持された鍵データを更新する鍵デー
タ入手手段を備え、前記換字テーブルデータ作成手段は
鍵データ入手手段により入手された鍵データに基づいて
換字テーブルデータを作成することを特徴とすることも
できる。
【０１７９】これによって、所定数の入力ブロックに暗
号処理を施す毎に、更新した鍵データに基づいて、換字
テーブルデータを作成することができる。また、前記鍵
データ入手手段は、さらに、入力データ中の先頭の入力
ブロックに暗号処理を施す場合は鍵データを入手して鍵
データ保持手段に保持し、前記換字テーブルデータ作成
手段は、さらに、入力データ中の先頭の入力ブロックに
暗号処理を施す場合は鍵データ入手手段により入手され
た鍵データに基づいて換字テーブルデータを作成し換字
テーブルデータ保持手段に保持することを特徴とするこ
ともできる。
号処理を施す毎に、更新した鍵データに基づいて、換字
テーブルデータを作成することができる。また、前記鍵
データ入手手段は、さらに、入力データ中の先頭の入力
ブロックに暗号処理を施す場合は鍵データを入手して鍵
データ保持手段に保持し、前記換字テーブルデータ作成
手段は、さらに、入力データ中の先頭の入力ブロックに
暗号処理を施す場合は鍵データ入手手段により入手され
た鍵データに基づいて換字テーブルデータを作成し換字
テーブルデータ保持手段に保持することを特徴とするこ
ともできる。
【０１８０】これによって、先頭の入力ブロックに暗号
処理を施す場合に、更新した鍵データに基づいて、換字
テーブルデータを作成することができる。また、前記鍵
データ変換手段は予め前記所定のビット数の初期ブロッ
クを保持し入力データ中の先頭の入力ブロックに暗号処
理を施す場合及び前記所定数より少ない一定数の入力ブ
ロックに暗号処理を施した後で次の入力ブロックに暗号
処理を施す場合は鍵データ保持手段に保持された鍵デー
タに前記初期ブロックを用いてビット変換を施し鍵デー
タを変換し、前記暗号処理手段は換字テーブルデータ保
持手段に保持された換字テーブルデータと鍵データ変換
手段により変換された鍵データとを用いてブロック化手
段が順次出力する入力ブロックに暗号処理を施すことに
よって順次出力ブロックを生成することを特徴とするこ
ともできる。
処理を施す場合に、更新した鍵データに基づいて、換字
テーブルデータを作成することができる。また、前記鍵
データ変換手段は予め前記所定のビット数の初期ブロッ
クを保持し入力データ中の先頭の入力ブロックに暗号処
理を施す場合及び前記所定数より少ない一定数の入力ブ
ロックに暗号処理を施した後で次の入力ブロックに暗号
処理を施す場合は鍵データ保持手段に保持された鍵デー
タに前記初期ブロックを用いてビット変換を施し鍵デー
タを変換し、前記暗号処理手段は換字テーブルデータ保
持手段に保持された換字テーブルデータと鍵データ変換
手段により変換された鍵データとを用いてブロック化手
段が順次出力する入力ブロックに暗号処理を施すことに
よって順次出力ブロックを生成することを特徴とするこ
ともできる。
【０１８１】これによって、先頭の入力ブロックに暗号
処理を施す場合及び一定数の入力ブロックに暗号処理を
施す毎に、初期ブロックを用いてビット変換を施し、鍵
データを変換できる。従って、ビット化け等が発生した
場合に、その影響を一定数の入力ブロックの範囲だけに
抑えることができる。
処理を施す場合及び一定数の入力ブロックに暗号処理を
施す毎に、初期ブロックを用いてビット変換を施し、鍵
データを変換できる。従って、ビット化け等が発生した
場合に、その影響を一定数の入力ブロックの範囲だけに
抑えることができる。
【０１８２】また、前記鍵データ変換手段におけるビッ
ト変換は算術和及びビット毎の排他的論理和の何れかを
行なう処理であることを特徴とすることもできる。これ
によって、算術和及びビット毎の排他的論理和の内の何
れかを行なうことで鍵データ変換手段におけるビット変
換が行われる。従って、処理が簡単であり処理速度も問
題にならない。
ト変換は算術和及びビット毎の排他的論理和の何れかを
行なう処理であることを特徴とすることもできる。これ
によって、算術和及びビット毎の排他的論理和の内の何
れかを行なうことで鍵データ変換手段におけるビット変
換が行われる。従って、処理が簡単であり処理速度も問
題にならない。
【図１】本発明の実施の形態１における暗号通信システ
ムの構成を示す図である。
ムの構成を示す図である。
【図２】データ暗号化装置１０の詳細な構成を示す図で
ある。
ある。
【図３】データ復号化装置２０の詳細な構成を示す図で
ある。
ある。
【図４】データ撹乱部１０１の詳細な構成を示す図であ
る。
る。
【図５】データ撹乱部２０１の詳細な構成を示す図であ
る。
る。
【図６】データ変換部３００の詳細な構成を示す図であ
る。
る。
【図７】データ変換部５００の詳細な構成を示す図であ
る。
る。
【図８】本発明の実施の形態３における暗号通信システ
ムの構成を示す図である。
ムの構成を示す図である。
【図９】データ暗号化装置６０の詳細な構成を示す図で
ある。
ある。
【図１０】データ復号化装置７０の詳細な構成を示す図
である。
である。
【図１１】データ暗号化部６０１の詳細な構成を示す図
である。
である。
【図１２】データ復号化部７０１の詳細な構成を示す図
である。
である。
【図１３】ブロックＮｏ．ｔ、実鍵データ、入力鍵デー
タ、及び、換字テーブルデータの対応関係を示す図であ
る。
タ、及び、換字テーブルデータの対応関係を示す図であ
る。
【図１４】Ｂｌｏｗｆｉｓｈ暗号方式を用いたデータ暗
号化装置の構成を示す図である。
号化装置の構成を示す図である。
【図１５】Ｂｌｏｗｆｉｓｈ暗号方式を用いたデータ復
号化装置の構成を示す図である。
号化装置の構成を示す図である。
【図１６】Ｂｌｏｗｆｉｓｈ暗号方式を用いたデータ撹
乱部３０１１の詳細な構成を示す図である。
乱部３０１１の詳細な構成を示す図である。
【図１７】Ｂｌｏｗｆｉｓｈ暗号方式を用いたデータ撹
乱部４０１１の詳細な構成を示す図である。
乱部４０１１の詳細な構成を示す図である。
【図１８】データ変換部３１１３の詳細な構成を示す図
である。
である。
１ 送信機 ２ 受信機 ３ 伝送路 ６ 送信機 ７ 受信機 ８ 伝送路 １０ データ暗号化装置 １１ 送信部 ２０ データ復号化装置 ２１ 受信部 ６０ データ暗号化装置 ６１ 送信部 ７０ データ復号化装置 ７１ 受信部 １０１ データ撹乱部 １０２ 段数制御部 １０３ 鍵制御部 ２０１ データ撹乱部 ２０２ 段数制御部 ２０３ 鍵制御部 ３００ データ変換部 ３０１ データ変換部３０１ ５００ データ変換部 ５０１ データ変換部 ６０１ データ暗号化部 ６０２ 換字テーブルデータ生成部 ６０３ 入力鍵生成部 ６０４ 鍵制御部 ７０１ データ復号化部 ７０２ 換字テーブルデータ生成部 ７０３ 入力鍵生成部 ７０４ 鍵制御部 １０１１ 第１排他的論理和部 １０１２ 第２排他的論理和部 ２０１１ 第１排他的論理和部 ２０１２ 第２排他的論理和部 ３００１ 換字テーブルデータ保管部 ３００２ 第１テーブル値変換部 ３００３ 第２テーブル値変換部 ３００４ 第３テーブル値変換部 ３００５ 第１加算部 ３００６ 第２加算部 ３００７ 排他的論理和部 ５００１ 換字テーブルデータ保管部 ５００２ 第１入力変換部 ５００３ 第２入力変換部 ５００４ 第３入力変換部 ５００５ 第４入力変換部 ５００６ 第１排他的論理和部 ５００７ 第２排他的論理和部 ５００８ 第３排他的論理和部 ５００９ 第１テーブル値変換部 ５０１０ 第２テーブル値変換部 ５０１１ 第３テーブル値変換部 ５０１２ 第４テーブル値変換部 ５０１２ 第１加算部 ５０１３ 第２加算部 ５０１４ 第３加算部 ５０１５ 第４加算部 ６０１１ データ撹乱部 ６０１２ 段数制御部 ６０１３ 部分鍵生成部 ７０１１ データ撹乱部 ７０１２ 段数制御部 ７０１３ 部分鍵生成部
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) G09C 1/00 - 5/00 H04K 1/00 - 3/00 H04L 9/00 ＩＮＳＰＥＣ（ＤＩＡＬＯＧ) ＪＩＣＳＴファイル（ＪＯＩＳ)
Claims (15)
- 【請求項１】 換字データを用いて、入力データにデー
タ変換を施し、出力データを生成するデータ変換手段を
備える暗号化装置又は復号装置であって、 Ｎ及びＭを２以上の整数とした場合、 所定ビットの換字データを（２＾Ｎ）個保管する保管手
段と、（Ｎ×Ｍ）ビットの入力データから、Ｎビットの換字入
力データを少なくとも１つ生成する換字入力データ生成
手段と、 前記換字入力データ生成手段により生成された少なくと
も１つの換字入力データ を入力とし、入力された換字入
力データ毎に、保管手段が保管する（２＾Ｎ）個の換字
データから、前記所定ビットの換字データを１個特定し
て出力する換字手段と、 換字手段が出力した換字データが入力され、複数の異な
る固定変換を施すことによって、前記所定ビットの変換
データをＭ個生成する固定変換手段と、 固定変換手段が生成したＭ個の変換データに基づいて、
（Ｎ×Ｍ）ビットの出力データを生成する出力データ生
成手段とを含むことを特徴とするデータ変換手段を備え
る暗号化装置又は復号装置。 - 【請求項２】 前記固定変換手段における各固定変換は
ローテーション処理であり、各固定変換は互いにローテ
ーションするビット数が異なることを特徴とする請求項
１に記載のデータ変換手段を備える暗号化装置又は復号
装置。 - 【請求項３】 前記データ変換手段は、さらに、 鍵データを入手する鍵入手手段と、 鍵入手手段が入手した鍵データに基づいて、前記固定変
換手段における各固定変換のローテーションの回数を決
定する回数決定手段とを含むことを特徴とする請求項２
に記載のデータ変換手段を備える暗号化装置又は復号装
置。 - 【請求項４】 前記保管手段が保管する換字データの所
定ビットは、（Ｎ×Ｍ）ビットであり、前記換字入力データ生成手段は、 （Ｎ×Ｍ）ビットの入力データをＭ個に等分して、各Ｎ
ビットの換字入力データをＭ個生成する分割手段を含
み、 前記換字手段は、前記分割手段が生成したＭ個の換字入
力データのそれぞれに基づいて、保管手段が保管する
（２＾Ｎ）個の換字データからそれぞれ１個を特定し、
各（Ｎ×Ｍ）ビットの換字データをＭ個出力し、 前記固定変換手段は、換字手段が出力したＭ個の換字デ
ータに、それぞれ異なる固定変換を施すことによって、
（Ｎ×Ｍ）ビットの変換データをＭ個生成し、 前記出力データ生成手段は、固定変換手段が生成したＭ
個の変換データの全てを対象に合成処理を施すことによ
って、（Ｎ×Ｍ）ビットの出力データを生成することを
特徴とする請求項１〜３の何れか１項に記載のデータ変
換手段を備える暗号化装置又は復号装置。 - 【請求項５】 前記出力データ生成手段における合成処
理を構成する各処理はそれぞれ、算術和、及び、ビット
毎の排他的論理和の内の何れかを行なことを特徴とする
請求項４に記載のデータ変換手段を備える暗号化装置又
は復号装置。 - 【請求項６】 前記保管手段が保管する換字データの所
定ビットは、Ｎビットであり、前記換字入力データ生成手段は、 （Ｎ×Ｍ）ビットの入力データをＭ個に等分して各Ｎビ
ットの分割データをＭ個生成する分割手段と、 分割データ全てを対象に全体合成処理を施すことによっ
て、Ｎビットの換字入力データを１個生成する入力合成
手段とを含み、 前記換字手段は、前記入力合成手段が生成した１個の換
字入力データに基づいて、保管手段が保管する（２＾
Ｎ）個の換字データから１個を特定し、Ｎビットの換字
データを出力し、 前記固定変換手段は、換字手段が出力した換字データ
に、異なるＭ個の固定変換を個々に施すことによって、
Ｎビットの変換データをＭ個生成し、 前記出力データ生成手段は、 前記分割手段が生成したＭ個の分割データの内の１個
と、前記固定変換手段が生成したＭ個の変換データの内
の１個とを対象に、個別合成処理をそれぞれ施すことに
よって、Ｎビットの出力合成データをＭ個生成する出力
合成手段と、 前記出力合成手段が生成した各ＮビットのＭ個の出力合
成データを連結処理を施すことによって、（Ｎ×Ｍ）ビ
ットの出力データを生成する連結手段とを含むことを特
徴とする請求項１〜３の何れか１項に記載のデータ変換
手段を備える暗号化装置又は復号装置。 - 【請求項７】 前記入力合成手段における全体合成処理
を構成する各処理はそれぞれは、算術和、及び、ビット
毎の排他的論理和の内の何れかを行なうことを特徴とす
る請求項６に記載のデータ変換手段を備える暗号化装置
又は復号装置。 - 【請求項８】 前記入力合成手段における全体合成処理
を構成する各処理はそれぞれは、前記分割手段が生成し
たＭ個の分割データに、それぞれ異なる固定変換を施し
た後に、算術和、及び、ビット毎の排他的論理和の内の
何れかを行なうことを特徴とする請求項６に記載のデー
タ変換手段を備える暗号化装置又は復号装置。 - 【請求項９】 前記出力合成手段における個別合成処理
はそれぞれ、算術和、及び、ビット毎の排他的論理和の
内の何れかを行なうことを特徴とする請求項６に記載の
データ変換手段を備える暗号化装置又は復号装置。 - 【請求項１０】 Ｎ及びＭを２以上の整数とするとき、
所定ビットの換字データを（２＾Ｎ）個保管する保管手
段を備える暗号化装置又は復号装置において、換字デー
タを用いて、入力データにデータ変換を施し、出力デー
タを生成するデータ変換方法を含む暗号化方法又は復号
方法であって、（Ｎ×Ｍ）ビットの入力データから、Ｎビットの換字入
力データを少なくとも１つ生成する換字入力データ生成
ステップと、 前記換字入力データ生成ステップにより生成された少な
くとも１つの換字入力 データ を入力とし、入力された換
字入力データ毎に、保管手段が保管する（２＾Ｎ）個の
換字データから、前記所定ビットの換字データを１個特
定して出力する換字ステップと、 換字ステップで出力した換字データが入力され、複数の
異なる固定変換を施すことによって、前記所定ビットの
変換データをＭ個生成する固定変換ステップと、 固定変換ステップが生成したＭ個の変換データに基づい
て、（Ｎ×Ｍ）ビットの出力データを生成する出力デー
タ生成ステップとを備えることを特徴とするデータ変換
方法を含む暗号化方法又は復号方法。 - 【請求項１１】 前記保管手段が保管する換字データの
所定ビットは、（Ｎ×Ｍ）ビットであり、前記換字入力データ生成ステップは、（Ｎ×Ｍ）ビット
の入力データをＭ個に等分して、各Ｎビットの換字入力
データをＭ個生成する分割サブステップを含み、 前記換字ステップは、前記分割サブステップで生成した
Ｍ個の換字入力データのそれぞれに基づいて、前記保管
手段が保管する（２＾Ｎ）個の換字データからそれぞれ
１個を特定し、各（Ｎ×Ｍ）ビットの換字データをＭ個
出力し、 前記固定変換ステップは、換字ステップで出力したＭ個
の換字データに、それぞれ異なる固定変換を施すことに
よって、（Ｎ×Ｍ）ビットの変換データをＭ個生成し、 前記出力データ生成ステップは、固定変換ステップが生
成したＭ個の変換データを合成処理して、（Ｎ×Ｍ）ビ
ットの出力データを生成することを特徴とする請求項１
０に記載のデータ変換方法を含む暗号化方法又は復号方
法。 - 【請求項１２】 前記保管手段が保管する換字データの
所定ビットは、Ｎビットであり、前記換字入力データ生成ステップは、 （Ｎ×Ｍ）ビットの入力データをＭ個に等分して各Ｎビ
ットの分割データをＭ個生成する分割サブステップと、 分割データ全てを対象に全体合成処理を施すことによっ
て、Ｎビットの換字入力データを１個生成する入力合成
サブステップとを含み、 前記換字ステップは、前記入力合成サブステップが生成
した１個の換字入力データに基づいて、保管手段が保管
する（２＾Ｎ）個の換字データから１個を特定し、Ｎビ
ットの換字データを出力し、 前記固定変換ステップは、換字ステップで出力した換字
データに、異なるＭ個の固定変換を個々に施すことによ
って、Ｎビットの変換データをＭ個生成し、 前記出力データ生成ステップは、 前記分割サブステップで生成したＭ個の分割データの内
の１個と、前記固定変換ステップで生成したＭ個の変換
データの内の１個とを対象に、合成処理をそれぞれ施す
ことによって、Ｎビットの出力合成データをＭ個生成す
る出力合成サブステップと、 前記合成ステップで生成した各ＮビットのＭ個の出力合
成データを連結処理して、（Ｎ×Ｍ）ビットの出力デー
タを生成する連結サブステップとを含むことを特徴とす
る請求項１０に記載のデータ変換方法を含む暗号化方法
又は復号方法。 - 【請求項１３】 Ｎ及びＭを２以上の整数とするとき、
所定ビットの換字データを（２＾Ｎ）個保管する保管手
段を備える暗号化装置又は復号装置において、換字デー
タを用いて、入力データにデータ変換を施し、出力デー
タを生成するデータ変換プログラムを含む暗号化プログ
ラム又は復号プログラムを記録したコンピュータ読み取
り可能な記録媒体であって、 コンピュータに、（Ｎ×Ｍ）ビットの入力データから、Ｎビットの換字入
力データを少なくとも１つ生成する換字入力データ生成
ステップと、 前記換字入力データ生成ステップにより生成された少な
くとも１つの換字入力データ を入力とし、入力された換
字入力データ毎に、保管手段が保管する（２＾Ｎ）個の
換字データから、前記所定ビットの換字データを１個特
定して出力する換字ステップと、 換字ステップで出力した換字データが入力され、複数の
異なる固定変換を施すことによって、前記所定ビットの
変換データをＭ個生成する固定変換ステップと、 固定変換ステップが生成したＭ個の変換データに基づい
て、（Ｎ×Ｍ）ビットの出力データを生成する出力デー
タ生成ステップとを実行させるためのデータ変換プログ
ラムを含む暗号化プログラム又は復号プログラムを記録
したコンピュータ読み取り可能な記録媒体。 - 【請求項１４】 前記保管手段が保管する換字データの
所定ビットは、（Ｎ×Ｍ）ビットであり、前記換字入力データ生成ステップは、（Ｎ×Ｍ）ビット
の入力データをＭ個に等分して、各Ｎビットの換字入力
データをＭ個生成する分割サブステップを含み、 前記換字ステップは、前記分割サブステップで生成した
Ｍ個の換字入力データのそれぞれに基づいて、保管手段
が保管する（２＾Ｎ）個の換字データからそれぞれ１個
を特定し、各（Ｎ×Ｍ）ビットの換字データをＭ個出力
し、 前記固定変換ステップは、換字ステップで出力したＭ個
の換字データに、それぞれ異なる固定変換を施すことに
よって、（Ｎ×Ｍ）ビットの変換データをＭ個生成し、 前記出力データ生成ステップは、固定変換ステップが生
成したＭ個の変換データを合成処理して、（Ｎ×Ｍ）ビ
ットの出力データを生成することを特徴とする請求項１
３に記載のデータ変換プログラムを含む暗号化プログラ
ム又は復号プログラムを記録したコンピュータ読み取り
可能な記録媒体。 - 【請求項１５】 前記保管手段が保管する換字データの
所定ビットは、Ｎビットであり、前記換字入力データ生成ステップは、 （Ｎ×Ｍ）ビットの入力データをＭ個に等分して各Ｎビ
ットの分割データをＭ個生成する分割サブステップと、 分割データ全てを対象に全体合成処理を施すことによっ
て、各Ｎビットの換字入力データを１個生成する入力合
成サブステップとを含み、 前記換字ステップは、前記入力合成サブステップが生成
した１個の換字入力デ ータに基づいて、前記保管手段が
保管する（２＾Ｎ）個の換字データから１個を特定し、
Ｎビットの換字データを出力し、 前記固定変換ステップは、換字ステップで出力した換字
データに、異なるＭ個の固定変換を個々に施すことによ
って、Ｎビットの変換データをＭ個生成し、 前記出力データ生成ステップは、 前記分割サブステップで生成したＭ個の分割データの内
の１個と、前記固定変換ステップで生成したＭ個の変換
データの内の１個とを対象に、合成処理をそれぞれ施す
ことによって、Ｎビットの出力合成データをＭ個生成す
る出力合成サブステップと、 前記合成ステップで生成した各ＮビットのＭ個の出力合
成データを連結処理して、（Ｎ×Ｍ）ビットの出力デー
タを生成する連結サブステップとを含むことを特徴とす
る請求項１３に記載のデータ変換プログラムを含む暗号
化プログラム又は復号プログラムを記録したコンピュー
タ読み取り可能な記録媒体。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP11864399A JP3154991B2 (ja) | 1998-04-27 | 1999-04-26 | 暗号処理装置、暗号処理方法、及び、暗号処理プログラムを記憶した記憶媒体 |
Applications Claiming Priority (5)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP10-116758 | 1998-04-27 | ||
| JP11675998 | 1998-04-27 | ||
| JP11675898 | 1998-04-27 | ||
| JP10-116759 | 1998-04-27 | ||
| JP11864399A JP3154991B2 (ja) | 1998-04-27 | 1999-04-26 | 暗号処理装置、暗号処理方法、及び、暗号処理プログラムを記憶した記憶媒体 |
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| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2000019958A JP2000019958A (ja) | 2000-01-21 |
| JP3154991B2 true JP3154991B2 (ja) | 2001-04-09 |
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| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP11864399A Expired - Lifetime JP3154991B2 (ja) | 1998-04-27 | 1999-04-26 | 暗号処理装置、暗号処理方法、及び、暗号処理プログラムを記憶した記憶媒体 |
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| JP (1) | JP3154991B2 (ja) |
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|---|---|---|---|---|
| JPWO2013046639A1 (ja) * | 2011-09-29 | 2015-03-26 | 広和株式会社 | タイヤ洗浄ブラシ及びタイヤ洗浄装置、ならびに車椅子のタイヤ洗浄装置 |
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|---|---|---|---|---|
| KR100436775B1 (ko) * | 2002-04-19 | 2004-06-23 | 한국전자통신연구원 | 고속 퓨리에 변환 스크램블링 및 디스크램블링 방법 |
| US8285972B2 (en) * | 2005-10-26 | 2012-10-09 | Analog Devices, Inc. | Lookup table addressing system and method |
-
1999
- 1999-04-26 JP JP11864399A patent/JP3154991B2/ja not_active Expired - Lifetime
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| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JPWO2013046639A1 (ja) * | 2011-09-29 | 2015-03-26 | 広和株式会社 | タイヤ洗浄ブラシ及びタイヤ洗浄装置、ならびに車椅子のタイヤ洗浄装置 |
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