JP3238670B2 - ハッシュ関数方式 - Google Patents
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Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、ハッシュ関数方式
に関し、特に、暗号通信システムにおいてメッセージを
圧縮して署名するためのハッシュ関数方式に関する。
に関し、特に、暗号通信システムにおいてメッセージを
圧縮して署名するためのハッシュ関数方式に関する。
【０００２】
【従来の技術】文書を暗号化して送信する場合に、文書
が改ざんされたものでない真正なものであることを証明
する必要がある。そのために、文書にデジタル署名を付
加することが行われている。しかし、もとの文書に直接
デジタル署名を付加するとデータ長が長くなり過ぎるた
めに、文書を圧縮してからデジタル署名を付加する。任
意の長さの文書をある決められた長さに圧縮するために
は、暗号論的ハッシュ関数を用いる。任意の長さの文書
を、ハッシュ関数を使って一旦160ビットのブロックの
ハッシュ値に変換する。この160ビットのブロックに署
名を施す。例えば、160ビットのハッシュ値に対して320
ビットの署名を付加する。その一例は、ＤＳＳ（Digita
l Signature Standard）を使って署名をするものであ
る。
が改ざんされたものでない真正なものであることを証明
する必要がある。そのために、文書にデジタル署名を付
加することが行われている。しかし、もとの文書に直接
デジタル署名を付加するとデータ長が長くなり過ぎるた
めに、文書を圧縮してからデジタル署名を付加する。任
意の長さの文書をある決められた長さに圧縮するために
は、暗号論的ハッシュ関数を用いる。任意の長さの文書
を、ハッシュ関数を使って一旦160ビットのブロックの
ハッシュ値に変換する。この160ビットのブロックに署
名を施す。例えば、160ビットのハッシュ値に対して320
ビットの署名を付加する。その一例は、ＤＳＳ（Digita
l Signature Standard）を使って署名をするものであ
る。
【０００３】ハッシュ関数は衝突のないように工夫する
必要がある。衝突とは、ｘ'≠ｘなる場合に、ｈ（ｘ）
＝ｈ（ｘ'）となることである。衝突に対するハッシュ
関数の耐性の定義には、弱い耐性と強い耐性がある。弱
い耐性（Weak collision resist）とはプレイメージ耐
性（pre-image resistance）あるいはセカンドプレイメ
ージ耐性（2nd-preimage resistance）と呼ばれるもの
である。特定のいかなる入力ｘに対しても、ｈ（ｘ）＝
h（ｘ'）となるいかなるｘ'をみつけることがどの程度
困難かということである。つまり、文書ｘとそのハッシ
ュ値ｈ（ｘ）があったとき、同じハッシュ値ｈ（ｘ）に
なる別の文書ｘ'を見つけることがいかなる文書ｘに対
しても困難であり、平均Ｎ回の試行を必要とすればその
ハッシュ関数ｈのプレイメージ耐性はＮであるという。
必要がある。衝突とは、ｘ'≠ｘなる場合に、ｈ（ｘ）
＝ｈ（ｘ'）となることである。衝突に対するハッシュ
関数の耐性の定義には、弱い耐性と強い耐性がある。弱
い耐性（Weak collision resist）とはプレイメージ耐
性（pre-image resistance）あるいはセカンドプレイメ
ージ耐性（2nd-preimage resistance）と呼ばれるもの
である。特定のいかなる入力ｘに対しても、ｈ（ｘ）＝
h（ｘ'）となるいかなるｘ'をみつけることがどの程度
困難かということである。つまり、文書ｘとそのハッシ
ュ値ｈ（ｘ）があったとき、同じハッシュ値ｈ（ｘ）に
なる別の文書ｘ'を見つけることがいかなる文書ｘに対
しても困難であり、平均Ｎ回の試行を必要とすればその
ハッシュ関数ｈのプレイメージ耐性はＮであるという。
【０００４】強い耐性（strong collision resist）と
は、衝突耐性（collison resistance）またはバースデ
ーアタックに対する耐性と呼ばれるものである。ｈ(ｘ)
＝ｈ(ｘ')となるいかなる入力ペアー（ｘ，ｘ'；ｘ≠
ｘ'）を見つけることがどの程度困難かということであ
る。すなわち、ハッシュ値が同じになる異なる文書の組
を見つけるために、平均Ｎ回の試行を必要とするなら
ば、そのハッシュ関数のバースデーアタックに対する耐
性はＮであるという。
は、衝突耐性（collison resistance）またはバースデ
ーアタックに対する耐性と呼ばれるものである。ｈ(ｘ)
＝ｈ(ｘ')となるいかなる入力ペアー（ｘ，ｘ'；ｘ≠
ｘ'）を見つけることがどの程度困難かということであ
る。すなわち、ハッシュ値が同じになる異なる文書の組
を見つけるために、平均Ｎ回の試行を必要とするなら
ば、そのハッシュ関数のバースデーアタックに対する耐
性はＮであるという。
【０００５】ｍビットブロック暗号に基くハッシュ関数
のハッシュレート（hash rate）とは、１回の暗号化ま
たは復号化で処理されるｍビットメッセージブロックの
数で定義される。しかし、畳み込み符号では、拘束長Ｎ
である時、１／Ｎしか一度に処理されない。長い文章の
ハッシュを取る場合は、Ｎ段蓄積されて最終的に取り出
すハッシュ値は、ブロック符号と同等に扱える。以下、
文書データは十分に長いという仮定をおく。
のハッシュレート（hash rate）とは、１回の暗号化ま
たは復号化で処理されるｍビットメッセージブロックの
数で定義される。しかし、畳み込み符号では、拘束長Ｎ
である時、１／Ｎしか一度に処理されない。長い文章の
ハッシュを取る場合は、Ｎ段蓄積されて最終的に取り出
すハッシュ値は、ブロック符号と同等に扱える。以下、
文書データは十分に長いという仮定をおく。
【０００６】図４に、ｍビットブロック暗号を用いたハ
ッシュ関数器を示す。これはDavies一Meyerのハッシュ
関数器と呼ばれる。Ｅk(・)をｍビット暗号の暗号アル
ゴリズムとし、そのｍビット鍵をＫとする。圧縮関数ｈ
をDavies-Meyer関数と呼ぶ。ｈに対するコリジョン（co
llision）を見つけるには、安全なブロック暗号を用い
ている限り、ｍビットブロックの約２m/2回の暗号化が
必要であり、またｈに対するプレイメージ（preimage）
を見つけるには約２m回の暗号化が必要である。ここで
安全な暗号とは、ＤＥＳやＭＩＳＴＹのように安全性が
一般に保証されている暗号を言う。メツセージＭi、ハ
ッシュ値Ｈiおよびひとつ前のハッシュ値Ｈ i-1の間に
は、 Ｈi＝ｈ（Ｍi，Ｈi-1）＝ＥMi（Ｈi-1）＋Ｈi-1 が成り立つ。ここで、＋は法２加算である。
ッシュ関数器を示す。これはDavies一Meyerのハッシュ
関数器と呼ばれる。Ｅk(・)をｍビット暗号の暗号アル
ゴリズムとし、そのｍビット鍵をＫとする。圧縮関数ｈ
をDavies-Meyer関数と呼ぶ。ｈに対するコリジョン（co
llision）を見つけるには、安全なブロック暗号を用い
ている限り、ｍビットブロックの約２m/2回の暗号化が
必要であり、またｈに対するプレイメージ（preimage）
を見つけるには約２m回の暗号化が必要である。ここで
安全な暗号とは、ＤＥＳやＭＩＳＴＹのように安全性が
一般に保証されている暗号を言う。メツセージＭi、ハ
ッシュ値Ｈiおよびひとつ前のハッシュ値Ｈ i-1の間に
は、 Ｈi＝ｈ（Ｍi，Ｈi-1）＝ＥMi（Ｈi-1）＋Ｈi-1 が成り立つ。ここで、＋は法２加算である。
【０００７】定義（多重デービスマイヤー（multiple D
avies-Meyer）法） ＥK(・)を、ａ＞０なるａ×ｍビット鍵Ｋを使うｍビッ
トブロック暗号とする。ｈ1，ｈ2，…，ｈnを、鍵を互
いに異なる値を取ることにより互いに異なるDavies-Mey
er関数であり、多重デービスマイヤー関数は、ｒ個のｍ
ビットメッセージ入力をアフィン変換してｎ個のペアー
（Ｘi，Ｙi）へ写像して入力する。出力はｈ1，ｈ2，
…，ｈnの連接となる。コリジョンまたはプレイメージ
アタックにおいて、入力ブロックを構成する（Ｘi，
Ｙi）が元のペアーと異なるなら、ｈ（Ｘi，Ｙi）は積
極的（active）と呼ばれる。また、２つの関数ｈ
i（Ｘi，Ｙi）とｈj（Ｘj，Ｙj）は独立に攻撃可能とい
う時は、関数ｈiの変数パラメータ（Ｘ i，Ｙi）が変わ
っても、関数ｈjの変数パラメータ（Ｘj，Ｙj）は変わ
らないような関数をいう。図５に、多重デービスマイヤ
ーのハッシュ関数器の構成を示す。
avies-Meyer）法） ＥK(・)を、ａ＞０なるａ×ｍビット鍵Ｋを使うｍビッ
トブロック暗号とする。ｈ1，ｈ2，…，ｈnを、鍵を互
いに異なる値を取ることにより互いに異なるDavies-Mey
er関数であり、多重デービスマイヤー関数は、ｒ個のｍ
ビットメッセージ入力をアフィン変換してｎ個のペアー
（Ｘi，Ｙi）へ写像して入力する。出力はｈ1，ｈ2，
…，ｈnの連接となる。コリジョンまたはプレイメージ
アタックにおいて、入力ブロックを構成する（Ｘi，
Ｙi）が元のペアーと異なるなら、ｈ（Ｘi，Ｙi）は積
極的（active）と呼ばれる。また、２つの関数ｈ
i（Ｘi，Ｙi）とｈj（Ｘj，Ｙj）は独立に攻撃可能とい
う時は、関数ｈiの変数パラメータ（Ｘ i，Ｙi）が変わ
っても、関数ｈjの変数パラメータ（Ｘj，Ｙj）は変わ
らないような関数をいう。図５に、多重デービスマイヤ
ーのハッシュ関数器の構成を示す。
【０００８】仮定Ａ：多重デービスマイヤーの圧縮関数
に対するコリジョンあるいはプレイメージが見つかった
とする。Ｐをactiveな関数の数とし、（Ｐ−ｖ）を独立
に攻撃可能な関数の最大値とする。このコリジョンある
いはプレイメージが起こるためには、少なくとも２vm/2
あるいは２vm回の暗号化がそれぞれ必要である。
に対するコリジョンあるいはプレイメージが見つかった
とする。Ｐをactiveな関数の数とし、（Ｐ−ｖ）を独立
に攻撃可能な関数の最大値とする。このコリジョンある
いはプレイメージが起こるためには、少なくとも２vm/2
あるいは２vm回の暗号化がそれぞれ必要である。
【０００９】ここで、従来例として、Knudsen L. and P
reneel B.による誤り訂正符号を用いた構成法を紹介す
る。図６に、Knudsen L. and Preneel B.による誤り訂
正符号を用いたハッシュ関数装置の構成を示す。
reneel B.による誤り訂正符号を用いた構成法を紹介す
る。図６に、Knudsen L. and Preneel B.による誤り訂
正符号を用いたハッシュ関数装置の構成を示す。
【００１０】長さｎ、情報シンボル数ｋ、最小距離ｄ、
（ａ＋１）ｋ＞ｎ、但しａ≧１且つｍ＞＞log2ｎなるＧ
Ｆ（２a+1）上の（ｎ，ｋ，ｄ）符号で入力ブロックを
符号化したとする。すると、仮定Ａが成り立つ限り、圧
縮関数に対するコリジョンを見つけることは、少なくと
も２(d-1)m/2回の暗号化が必要であり、プレイメージを
見つけるには、少なくとも２(d-1)m回の暗号化が必要で
ある。このことは、文献（１）Knudsen L. and Preneel
B.“Fast and secure hashing based on codes",Cryp
t'97,LNCS1294,PP.485-498,1997.に明らかにされてい
る。このハッシュ関数は、ｎ・ｍビットの内部メモリー
が必要で、ハッシュ率は、（ａ＋１）（ｋ／ｎ）−１で
ある。
（ａ＋１）ｋ＞ｎ、但しａ≧１且つｍ＞＞log2ｎなるＧ
Ｆ（２a+1）上の（ｎ，ｋ，ｄ）符号で入力ブロックを
符号化したとする。すると、仮定Ａが成り立つ限り、圧
縮関数に対するコリジョンを見つけることは、少なくと
も２(d-1)m/2回の暗号化が必要であり、プレイメージを
見つけるには、少なくとも２(d-1)m回の暗号化が必要で
ある。このことは、文献（１）Knudsen L. and Preneel
B.“Fast and secure hashing based on codes",Cryp
t'97,LNCS1294,PP.485-498,1997.に明らかにされてい
る。このハッシュ関数は、ｎ・ｍビットの内部メモリー
が必要で、ハッシュ率は、（ａ＋１）（ｋ／ｎ）−１で
ある。
【００１１】例として、ＧＦ（２2）上の（８，５，
３）Hamming符号を使った構成例を示す。生成マトリク
スＧは、
３）Hamming符号を使った構成例を示す。生成マトリク
スＧは、
【数１】 である。ここで、０＝［00］，１＝［01］，α＝［1
0］，β＝［11］である。連鎖値（chaining value）の
順序は、Ｈi-1 1，Ｍi 1，Ｈi-1 3，Ｈi-1 4，Ｈi-1 5，Ｈ
i-1 6，Ｈi-1 7，Ｈi-1 8，Ｈi-1 2，Ｍi 2で、以下のように
選ばれる。 Ｈi 1＝ｆ1（Ｈi-1 1，Ｍi 1） Ｈi 2＝ｆ2（Ｈi-1 3，Ｈi-1 4） Ｈi 3＝ｆ3（Ｈi-1 5，Ｈi-1 6） Ｈi 4＝f4（Ｈi-1 7，Ｈi-1 8） Ｈi 5＝ｆ5（Ｈi-1 2，Ｍi 2） Ｈi 6＝ｆ6（Ｈi-1 3＋Ｈi-1 5＋Ｈi-1 7＋Ｈi-1 2，Ｈi-1 4
＋Ｈi-1 6＋Ｈi-1 8＋Ｍi 2） Ｈi 7＝ｆ7（Ｈi-1 1＋Ｈi-1 2，Ｍi 1＋Ｍi 2） Ｈi 8＝ｆ8（Ｈi-1 1＋Ｈi-1 3＋Ｈi-1 4＋Ｈi-1 6＋
Ｈi-1 7，Ｍi-1 1＋Ｈi-1 3＋Ｈi-1 5＋Ｈi-1 6＋Ｈi-1 8）
0］，β＝［11］である。連鎖値（chaining value）の
順序は、Ｈi-1 1，Ｍi 1，Ｈi-1 3，Ｈi-1 4，Ｈi-1 5，Ｈ
i-1 6，Ｈi-1 7，Ｈi-1 8，Ｈi-1 2，Ｍi 2で、以下のように
選ばれる。 Ｈi 1＝ｆ1（Ｈi-1 1，Ｍi 1） Ｈi 2＝ｆ2（Ｈi-1 3，Ｈi-1 4） Ｈi 3＝ｆ3（Ｈi-1 5，Ｈi-1 6） Ｈi 4＝f4（Ｈi-1 7，Ｈi-1 8） Ｈi 5＝ｆ5（Ｈi-1 2，Ｍi 2） Ｈi 6＝ｆ6（Ｈi-1 3＋Ｈi-1 5＋Ｈi-1 7＋Ｈi-1 2，Ｈi-1 4
＋Ｈi-1 6＋Ｈi-1 8＋Ｍi 2） Ｈi 7＝ｆ7（Ｈi-1 1＋Ｈi-1 2，Ｍi 1＋Ｍi 2） Ｈi 8＝ｆ8（Ｈi-1 1＋Ｈi-1 3＋Ｈi-1 4＋Ｈi-1 6＋
Ｈi-1 7，Ｍi-1 1＋Ｈi-1 3＋Ｈi-1 5＋Ｈi-1 6＋Ｈi-1 8）
【００１２】ここで、＋は法２加算である。Ｈi 8を得る
にはガロア体の演算が必要である。ガロア体の演算は、
具体的には次のように計算する。ＧＦ（２2）上の既約
多項式（ｘ2＋ｘ＋１）の根をαとすると、α2＝α＋1
となる。Ｈi 8を多項式表現すると、以下のようになる。 Ｈi8＝（Ｈi-1 1α＋Ｍi 1）・１＋（Ｈi-1 3α＋Ｈi-1 4）・α ＋（Ｈi-1 5α＋Ｈi-1 6）・（α＋１）＋（Ｈi-1 7α＋Ｈi-1 8）・１ ＋（Ｈi-1 2α＋Ｍi 2）・０ ＝Ｈi-1 1α＋Ｈi-1 3α＋Ｈi-1 4α＋Ｈi-1 6α＋Ｈi-1 7α ＋Ｍi 1＋Ｈi-1 3＋Ｈi-1 5＋Ｈi-1 6＋Ｈi-1 8
にはガロア体の演算が必要である。ガロア体の演算は、
具体的には次のように計算する。ＧＦ（２2）上の既約
多項式（ｘ2＋ｘ＋１）の根をαとすると、α2＝α＋1
となる。Ｈi 8を多項式表現すると、以下のようになる。 Ｈi8＝（Ｈi-1 1α＋Ｍi 1）・１＋（Ｈi-1 3α＋Ｈi-1 4）・α ＋（Ｈi-1 5α＋Ｈi-1 6）・（α＋１）＋（Ｈi-1 7α＋Ｈi-1 8）・１ ＋（Ｈi-1 2α＋Ｍi 2）・０ ＝Ｈi-1 1α＋Ｈi-1 3α＋Ｈi-1 4α＋Ｈi-1 6α＋Ｈi-1 7α ＋Ｍi 1＋Ｈi-1 3＋Ｈi-1 5＋Ｈi-1 6＋Ｈi-1 8
【００１３】このようにして、誤り訂正符号を使うこと
によって、コリジョンを２m/2から２mに改善し、プレイ
メージを２mから２2mに改善して、安全なハッシュ関数
を簡単に構成できる。
によって、コリジョンを２m/2から２mに改善し、プレイ
メージを２mから２2mに改善して、安全なハッシュ関数
を簡単に構成できる。
【００１４】また、図７に示すように、ＢＣＨ符号など
の２元符号を用いる方式が提案されている。その方式は
デビスマイヤーの基本構成である２つのｍビット入力か
らガロア体のシンボルエレメントを割り当てることをせ
ず、１つの入力に２元符号（binary Code）の２つの符
号語を割り当てる構成にして２元符号を使えるようにし
たものがある。
の２元符号を用いる方式が提案されている。その方式は
デビスマイヤーの基本構成である２つのｍビット入力か
らガロア体のシンボルエレメントを割り当てることをせ
ず、１つの入力に２元符号（binary Code）の２つの符
号語を割り当てる構成にして２元符号を使えるようにし
たものがある。
【００１５】
【発明が解決しようとする課題】しかし、上記従来の方
式では、せっかく誤り訂正符号を用いていながら、ハッ
シュ作成用、伝送路誤り対策用と、別々に誤り訂正符号
を用いなければ、伝送路上の誤りを訂正できず、非常に
能率が悪かった。
式では、せっかく誤り訂正符号を用いていながら、ハッ
シュ作成用、伝送路誤り対策用と、別々に誤り訂正符号
を用いなければ、伝送路上の誤りを訂正できず、非常に
能率が悪かった。
【００１６】本発明は、上記従来の問題を解決し、ハッ
シュ作成で用いた誤り訂正符号器を伝送路上でのデータ
保護にも共用でき、ハードウエアの削減が可能となるハ
ッシュ関数方式を提供することを目的とする。
シュ作成で用いた誤り訂正符号器を伝送路上でのデータ
保護にも共用でき、ハードウエアの削減が可能となるハ
ッシュ関数方式を提供することを目的とする。
【００１７】
【課題を解決するための手段】上記の課題を解決するた
め、本発明では、ｍビットブロック暗号を用いてメッセ
ージを圧縮して多重に連接したハッシュ値を得るハッシ
ュ関数方式を、ｋ0個のｍビットブロックのメッセージ
を入力してｎ0個のｍビットブロックに符号化する拘束
長がＮ段で小ブロック長がｎ0ビットで小ブロック情報
記号数がｋ0ビットの畳み込み符号化手段と、畳み込み
符号化手段により畳み込みエラー訂正符号化したあとの
データを送信データとして送信する手段と、前の時刻の
ｎ0個のｍビットブロックのハッシュ値と符号化された
ｎ0個のｍビットブロックを入力してｎ0個のｍビットブ
ロックのハッシュ値を得る多重デービスマイヤーハッシ
ュ関数手段と、多重に連接したハッシュ値をｋ 0 ×ｍビ
ットブロックづつ畳み込み符号化手段の入力側へフィー
ドバックするためのフォーマット変換メモリーと、入力
メッセージかフォーマット変換メモリーのハッシュ値か
のいずれかを畳み込み符号化するために切り替えるスイ
ッチと、ｋ 0 ×（Ｎ−１）個のゼロベクトルを畳み込み
符号化手段へ入力する手段とを具備する構成とした。こ
のように構成したことにより、ハッシュ作成で用いた誤
り訂正符号器を伝送路上でのデータ保護にも共用でき、
ハードウェアの削減が可能となる。
め、本発明では、ｍビットブロック暗号を用いてメッセ
ージを圧縮して多重に連接したハッシュ値を得るハッシ
ュ関数方式を、ｋ0個のｍビットブロックのメッセージ
を入力してｎ0個のｍビットブロックに符号化する拘束
長がＮ段で小ブロック長がｎ0ビットで小ブロック情報
記号数がｋ0ビットの畳み込み符号化手段と、畳み込み
符号化手段により畳み込みエラー訂正符号化したあとの
データを送信データとして送信する手段と、前の時刻の
ｎ0個のｍビットブロックのハッシュ値と符号化された
ｎ0個のｍビットブロックを入力してｎ0個のｍビットブ
ロックのハッシュ値を得る多重デービスマイヤーハッシ
ュ関数手段と、多重に連接したハッシュ値をｋ 0 ×ｍビ
ットブロックづつ畳み込み符号化手段の入力側へフィー
ドバックするためのフォーマット変換メモリーと、入力
メッセージかフォーマット変換メモリーのハッシュ値か
のいずれかを畳み込み符号化するために切り替えるスイ
ッチと、ｋ 0 ×（Ｎ−１）個のゼロベクトルを畳み込み
符号化手段へ入力する手段とを具備する構成とした。こ
のように構成したことにより、ハッシュ作成で用いた誤
り訂正符号器を伝送路上でのデータ保護にも共用でき、
ハードウェアの削減が可能となる。
【００１８】
【００１９】
【００２０】
【発明の実施の形態】本発明の請求項１記載の発明は、
ｍビットブロック暗号を用いてメッセージを圧縮して多
重に連接したハッシュ値を得るハッシュ関数方式におい
て、ｋ0個のｍビットブロックのメッセージを入力して
ｎ0個のｍビットブロックに符号化する拘束長がＮ段で
小ブロック長がｎ0ビットで小ブロック情報記号数がｋ0
ビットの畳み込み符号化手段と、前記畳み込み符号化手
段により畳み込みエラー訂正符号化したあとのデータを
送信データとして送信する手段と、前の時刻のｎ0個の
ｍビットブロックのハッシュ値と符号化されたｎ0個の
ｍビットブロックを入力してｎ0個のｍビットブロック
のハッシュ値を得る多重デービスマイヤーハッシュ関数
手段と、多重に連接したハッシュ値をｋ 0 ×ｍビットブ
ロックづつ前記畳み込み符号化手段の入力側へフィード
バックするためのフォーマット変換メモリーと、入力メ
ッセージかフォーマット変換メモリーのハッシュ値かの
いずれかを畳み込み符号化するために切り替えるスイッ
チと、ｋ 0 ×（Ｎ−１）個のゼロベクトルを前記畳み込
み符号化手段へ入力する手段とを具備するハッシュ関数
方式であり、畳み込み符号化手段によりメッセージを誤
り訂正符号化するという作用を有する。
ｍビットブロック暗号を用いてメッセージを圧縮して多
重に連接したハッシュ値を得るハッシュ関数方式におい
て、ｋ0個のｍビットブロックのメッセージを入力して
ｎ0個のｍビットブロックに符号化する拘束長がＮ段で
小ブロック長がｎ0ビットで小ブロック情報記号数がｋ0
ビットの畳み込み符号化手段と、前記畳み込み符号化手
段により畳み込みエラー訂正符号化したあとのデータを
送信データとして送信する手段と、前の時刻のｎ0個の
ｍビットブロックのハッシュ値と符号化されたｎ0個の
ｍビットブロックを入力してｎ0個のｍビットブロック
のハッシュ値を得る多重デービスマイヤーハッシュ関数
手段と、多重に連接したハッシュ値をｋ 0 ×ｍビットブ
ロックづつ前記畳み込み符号化手段の入力側へフィード
バックするためのフォーマット変換メモリーと、入力メ
ッセージかフォーマット変換メモリーのハッシュ値かの
いずれかを畳み込み符号化するために切り替えるスイッ
チと、ｋ 0 ×（Ｎ−１）個のゼロベクトルを前記畳み込
み符号化手段へ入力する手段とを具備するハッシュ関数
方式であり、畳み込み符号化手段によりメッセージを誤
り訂正符号化するという作用を有する。
【００２１】
【００２２】
【００２３】以下、本発明の実施の形態について、図１
〜図３を参照しながら詳細に説明する。
〜図３を参照しながら詳細に説明する。
【００２４】（実施の形態）本発明の実施の形態は、ｋ
0個のｍビットブロックのメッセージを入力してｎ0個の
ｍビットブロックに符号化する拘束長がＮ段で小ブロッ
ク長がｎ0ビットで小ブロック情報記号数がｋ0ビットの
畳み込み符号化手段と、畳み込み符号化手段により畳み
込みエラー訂正符号化したあとのデータを送信データと
して送信する手段と、前の時刻のｎ0個のｍビットブロ
ックのハッシュ値と符号化されたｎ0個のｍビットブロ
ックを入力してｎ0個のｍビットブロックのハッシュ値
を得る多重デービスマイヤーハッシュ関数手段とを具備
するハッシュ関数方式である。
0個のｍビットブロックのメッセージを入力してｎ0個の
ｍビットブロックに符号化する拘束長がＮ段で小ブロッ
ク長がｎ0ビットで小ブロック情報記号数がｋ0ビットの
畳み込み符号化手段と、畳み込み符号化手段により畳み
込みエラー訂正符号化したあとのデータを送信データと
して送信する手段と、前の時刻のｎ0個のｍビットブロ
ックのハッシュ値と符号化されたｎ0個のｍビットブロ
ックを入力してｎ0個のｍビットブロックのハッシュ値
を得る多重デービスマイヤーハッシュ関数手段とを具備
するハッシュ関数方式である。
【００２５】図１は、本発明の実施の形態のハッシュ関
数方式の機能ブロック図である。図１において、多重デ
ービスマイヤーハッシュ関数器１は、暗号化回路により
ハッシュ値を計算するハッシュ関数器を複数個並べた回
路である。畳み込み符号化器２は、拘束長がＮ段の畳み
込み符号を生成する回路である。ＦＩＦＯメモリー３
は、Ｎ段に連接されたハッシュ値を蓄積するＦＩＦＯメ
モリーである。遅延メモリー４は、ハッシュ値を１単位
時間遅延させるメモリである。送信出力５は、誤り訂正
符号化したデータを送信する経路である。メモリー６
は、ハッシュ値をフォーマット変換するためのメモリで
ある。スイッチ７は、畳み込み符号化器に、メッセージ
を入力するか、フォーマット変換したハッシュ値を入力
するかを切り替えるスイッチである。ハッシュ値を、誤
り訂正符号器の入力側へフィードバックする信号線line
-Ｆ、メモリーＨ−ＭＥおよびスイッチＳＤを設けた点
が、従来例と異なる。
数方式の機能ブロック図である。図１において、多重デ
ービスマイヤーハッシュ関数器１は、暗号化回路により
ハッシュ値を計算するハッシュ関数器を複数個並べた回
路である。畳み込み符号化器２は、拘束長がＮ段の畳み
込み符号を生成する回路である。ＦＩＦＯメモリー３
は、Ｎ段に連接されたハッシュ値を蓄積するＦＩＦＯメ
モリーである。遅延メモリー４は、ハッシュ値を１単位
時間遅延させるメモリである。送信出力５は、誤り訂正
符号化したデータを送信する経路である。メモリー６
は、ハッシュ値をフォーマット変換するためのメモリで
ある。スイッチ７は、畳み込み符号化器に、メッセージ
を入力するか、フォーマット変換したハッシュ値を入力
するかを切り替えるスイッチである。ハッシュ値を、誤
り訂正符号器の入力側へフィードバックする信号線line
-Ｆ、メモリーＨ−ＭＥおよびスイッチＳＤを設けた点
が、従来例と異なる。
【００２６】図２は、本発明の実施の形態のハッシュ関
数方式の畳み込み符号化器を具体化した図である。Ｎ＝
３，ｎ0＝３，ｋ0＝２とした例である。図３は、本発明
の実施の形態のハッシュ関数方式の変換メモリーの動作
を示す図である。
数方式の畳み込み符号化器を具体化した図である。Ｎ＝
３，ｎ0＝３，ｋ0＝２とした例である。図３は、本発明
の実施の形態のハッシュ関数方式の変換メモリーの動作
を示す図である。
【００２７】上記のように構成された本発明の実施の形
態のハッシュ関数方式の動作を説明する。図１に示すよ
うに、誤り訂正符号器の出力を、多重マルチプルデビス
−マイヤーハッシュ関数器に入力して、ｎ個の連接され
たハッシュ値を得る。同時に、誤り訂正符号器の出力
を、ＡＮＴ−ＯＵＴを介して送信装置へ送る。
態のハッシュ関数方式の動作を説明する。図１に示すよ
うに、誤り訂正符号器の出力を、多重マルチプルデビス
−マイヤーハッシュ関数器に入力して、ｎ個の連接され
たハッシュ値を得る。同時に、誤り訂正符号器の出力
を、ＡＮＴ−ＯＵＴを介して送信装置へ送る。
【００２８】求まったハッシュ値を、信号線line-Ｆお
よびスイッチＳＤを介して、誤り訂正符号器の入力側へ
フィードバックする。
よびスイッチＳＤを介して、誤り訂正符号器の入力側へ
フィードバックする。
【００２９】メモリーＨ−ＭＥによって、図３（ａ）に
示すようなハッシュ値Ｎ×ｎ0×ｍビットを、図３
（ｂ）（ｃ）に示すように、［（ｎ0×Ｎ／ｋ0）］ｍビ
ットと、最後にダミービットを含むｋ0・ｍビットに分
割する。まず、ハッシュ値の最初のｋ0×ｍビットを符
号化して、出力ＡＮＴ−ＯＵＴより送信装置へ送る。次
のｋ0×ｍビットを符号化して、出力ＡＮＴ−ＯＵＴよ
り送信装置へ送る。このように続けて、最後に、ダミー
ビットと併せて、ｋ0×ｍビットを符号化して、ｎ0・ｍ
ビットにして、出力ＡＮＴ−ＯＵＴより送信装置へ送
る。ここで、［ｘ］はガウスの記号で、ｘ以下の最大の
整数を表わす。
示すようなハッシュ値Ｎ×ｎ0×ｍビットを、図３
（ｂ）（ｃ）に示すように、［（ｎ0×Ｎ／ｋ0）］ｍビ
ットと、最後にダミービットを含むｋ0・ｍビットに分
割する。まず、ハッシュ値の最初のｋ0×ｍビットを符
号化して、出力ＡＮＴ−ＯＵＴより送信装置へ送る。次
のｋ0×ｍビットを符号化して、出力ＡＮＴ−ＯＵＴよ
り送信装置へ送る。このように続けて、最後に、ダミー
ビットと併せて、ｋ0×ｍビットを符号化して、ｎ0・ｍ
ビットにして、出力ＡＮＴ−ＯＵＴより送信装置へ送
る。ここで、［ｘ］はガウスの記号で、ｘ以下の最大の
整数を表わす。
【００３０】なお、ハッシュ値をデータとして畳み込み
符号化するには、データの最後に（Ｎ−１）段のｍビッ
トブロック分のゼロベクトルを送らないと符号化が完了
しない。従って、まず、ハッシュ値を得るため、かつ、
メッセージを畳み込み符号化するための（Ｎ−１）段の
ゼロベクトルがメッセージに引き続き入力され、更に、
図３（ｃ）に示すように、ハッシュ値を符号化するため
（Ｎ−１）段のゼロベクトルが入力される。
符号化するには、データの最後に（Ｎ−１）段のｍビッ
トブロック分のゼロベクトルを送らないと符号化が完了
しない。従って、まず、ハッシュ値を得るため、かつ、
メッセージを畳み込み符号化するための（Ｎ−１）段の
ゼロベクトルがメッセージに引き続き入力され、更に、
図３（ｃ）に示すように、ハッシュ値を符号化するため
（Ｎ−１）段のゼロベクトルが入力される。
【００３１】上記のように、本発明の実施の形態では、
ハッシュ関数方式を、ｋ0個のｍビットブロックのメッ
セージを入力してｎ0個のｍビットブロックに符号化す
る拘束長がＮ段で小ブロック長がｎ0ビットで小ブロッ
ク情報記号数がｋ0ビットの畳み込み符号化手段と、畳
み込み符号化手段により畳み込みエラー訂正符号化した
あとのデータを送信データとして送信する手段と、前の
時刻のｎ0個のｍビットブロックのハッシュ値と符号化
されたｎ0個のｍビットブロックを入力してｎ0個のｍビ
ットブロックのハッシュ値を得る多重デービスマイヤー
ハッシュ関数手段とを具備する構成としたので、ハッシ
ュ作成で用いた誤り訂正符号器を伝送路上でのデータ保
護にも共用でき、ハードウエアの削減が可能となる。
ハッシュ関数方式を、ｋ0個のｍビットブロックのメッ
セージを入力してｎ0個のｍビットブロックに符号化す
る拘束長がＮ段で小ブロック長がｎ0ビットで小ブロッ
ク情報記号数がｋ0ビットの畳み込み符号化手段と、畳
み込み符号化手段により畳み込みエラー訂正符号化した
あとのデータを送信データとして送信する手段と、前の
時刻のｎ0個のｍビットブロックのハッシュ値と符号化
されたｎ0個のｍビットブロックを入力してｎ0個のｍビ
ットブロックのハッシュ値を得る多重デービスマイヤー
ハッシュ関数手段とを具備する構成としたので、ハッシ
ュ作成で用いた誤り訂正符号器を伝送路上でのデータ保
護にも共用でき、ハードウエアの削減が可能となる。
【００３２】
【発明の効果】以上の説明から明らかなように、本発明
では、ｍビットブロック暗号を用いてメッセージを圧縮
して多重に連接したハッシュ値を得るハッシュ関数方式
を、ｋ0個のｍビットブロックのメッセージを入力して
ｎ0個のｍビットブロックに符号化する拘束長がＮ段で
小ブロック長がｎ0ビットで小ブロック情報記号数がｋ0
ビットの畳み込み符号化手段と、畳み込み符号化手段に
より畳み込みエラー訂正符号化したあとのデータを送信
データとして送信する手段と、前の時刻のｎ0個のｍビ
ットブロックのハッシュ値と符号化されたｎ0個のｍビ
ットブロックを入力してｎ0個のｍビットブロックのハ
ッシュ値を得る多重デービスマイヤーハッシュ関数手段
と、多重に連接したハッシュ値をｋ 0 ×ｍビットブロッ
クづつ畳み込み符号化手段の入力側へフィードバックす
るためのフォーマット変換メモリーと、入力メッセージ
かフォーマット変換メモリーのハッシュ値かのいずれか
を畳み込み符号化するために切り替えるスイッチと、ｋ
0 ×（Ｎ−１）個のゼロベクトルを畳み込み符号化手段
へ入力する手段とを具備する構成としたので、メッセー
ジデータを畳み込み訂正符号化でき、しかも符号化器を
ハッシュ作成用に共用できるのでハードウェアの削減が
できるという効果が得られる。
では、ｍビットブロック暗号を用いてメッセージを圧縮
して多重に連接したハッシュ値を得るハッシュ関数方式
を、ｋ0個のｍビットブロックのメッセージを入力して
ｎ0個のｍビットブロックに符号化する拘束長がＮ段で
小ブロック長がｎ0ビットで小ブロック情報記号数がｋ0
ビットの畳み込み符号化手段と、畳み込み符号化手段に
より畳み込みエラー訂正符号化したあとのデータを送信
データとして送信する手段と、前の時刻のｎ0個のｍビ
ットブロックのハッシュ値と符号化されたｎ0個のｍビ
ットブロックを入力してｎ0個のｍビットブロックのハ
ッシュ値を得る多重デービスマイヤーハッシュ関数手段
と、多重に連接したハッシュ値をｋ 0 ×ｍビットブロッ
クづつ畳み込み符号化手段の入力側へフィードバックす
るためのフォーマット変換メモリーと、入力メッセージ
かフォーマット変換メモリーのハッシュ値かのいずれか
を畳み込み符号化するために切り替えるスイッチと、ｋ
0 ×（Ｎ−１）個のゼロベクトルを畳み込み符号化手段
へ入力する手段とを具備する構成としたので、メッセー
ジデータを畳み込み訂正符号化でき、しかも符号化器を
ハッシュ作成用に共用できるのでハードウェアの削減が
できるという効果が得られる。
【００３３】
【００３４】
【図１】本発明の実施の形態における畳み込み符号を使
ったハッシュ関数装置の構成を示す図、
ったハッシュ関数装置の構成を示す図、
【図２】本発明の実施の形態における畳み込み符号を使
ったハッシュ関数装置の具体的構成を示す図、
ったハッシュ関数装置の具体的構成を示す図、
【図３】本発明の実施の形態のハッシュ関数装置におけ
る変換メモリの動作を説明する図、
る変換メモリの動作を説明する図、
【図４】従来のデービスマイヤーのハッシュ関数の構成
図、
図、
【図５】従来の多重デービスマイヤーのハッシュ関数の
構成図、
構成図、
【図６】従来のKnudsen & Preneelのハッシュ関数装置
の構成を示す図、
の構成を示す図、
【図７】従来の２元符号によるハッシュ関数装置の構成
を示す図である。
を示す図である。
１ 多重デービスマイヤーのハッシュ関数器 ２ 畳み込み符号化回路 ３ ＦＩＦＯメモリー ４ 遅延メモリー ５ 送信出力 ６ メモリー ７ スイッチ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.7 識別記号 ＦＩ Ｈ０３Ｍ 7/30 Ｈ０３Ｍ 7/30 Ｚ 13/23 13/12 (72)発明者 時庭 康久 神奈川県横浜市港北区新横浜三丁目20番 地８ 株式会社高度移動通信セキュリテ ィ技術研究所内 (56)参考文献 特開2000−112353（ＪＰ，Ａ) 特開2000−261328（ＪＰ，Ａ) 特開2000−206880（ＪＰ，Ａ) 井上徹；“畳み込み符号を用いたハッ シュ関数の一構成法”電子情報通信学会 技術研究報告（ＩＴ98−55），Ｖｏｌ. 98，Ｎｏ．512，（1999年１月20日）ｐ. １−６ Ｓａｍｉ Ｈａｒａｒｉ；“ＨＣＣ： Ａ Ｈａｓｈ Ｆｕｎｃｔｉｏｎ Ｕｓ ｉｎｇ Ｅｒｒｏｒ Ｃｏｒｒｅｃｔｉ ｎｇ Ｃｏｄｅｓ”Ｌｅｃｔｕｒｅ Ｎ ｏｔｅｓ ｉｎ Ｃｏｍｐｕｔｅｒ Ｓ ｃｉｅｎｃｅ，Ｖｏｌ．1355（1998年１ 月12日受入）ｐ．110−117 (58)調査した分野(Int.Cl.7，ＤＢ名) G09C 1/00 H03M 13/23 H03M 7/30 G06F 11/10 G06F 12/14 - 12/16
Claims (1)
- 【請求項１】 ｍビットブロック暗号を用いてメッセー
ジを圧縮して多重に連接したハッシュ値を得るハッシュ
関数方式において、ｋ0個のｍビットブロックのメッセ
ージを入力してｎ0個のｍビットブロックに符号化する
拘束長がＮ段で小ブロック長がｎ0ビットで小ブロック
情報記号数がｋ0ビットの畳み込み符号化手段と、前記
畳み込み符号化手段により畳み込みエラー訂正符号化し
たあとのデータを送信データとして送信する手段と、前
の時刻のｎ0個のｍビットブロックのハッシュ値と符号
化されたｎ0個のｍビットブロックを入力してｎ0個のｍ
ビットブロックのハッシュ値を得る多重デービスマイヤ
ーハッシュ関数手段と、多重に連接したハッシュ値をｋ
0 ×ｍビットブロックづつ前記畳み込み符号化手段の入
力側へフィードバックするためのフォーマット変換メモ
リーと、入力メッセージかフォーマット変換メモリーの
ハッシュ値かのいずれかを畳み込み符号化するために切
り替えるスイッチと、ｋ 0 ×（Ｎ−１）個のゼロベクト
ルを前記畳み込み符号化手段へ入力する手段とを具備す
ることを特徴とするハッシュ関数方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP05700599A JP3238670B2 (ja) | 1999-03-04 | 1999-03-04 | ハッシュ関数方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP05700599A JP3238670B2 (ja) | 1999-03-04 | 1999-03-04 | ハッシュ関数方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JP2000261328A JP2000261328A (ja) | 2000-09-22 |
| JP3238670B2 true JP3238670B2 (ja) | 2001-12-17 |
Family
ID=13043357
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP05700599A Expired - Fee Related JP3238670B2 (ja) | 1999-03-04 | 1999-03-04 | ハッシュ関数方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JP3238670B2 (ja) |
Families Citing this family (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| CN109005025B (zh) * | 2018-07-11 | 2021-07-02 | 桂林电子科技大学 | 一种面向散列函数的卷积压缩方法 |
| CN112995329B (zh) * | 2021-03-22 | 2023-06-16 | 广东一一五科技股份有限公司 | 一种传输文件方法及系统 |
-
1999
- 1999-03-04 JP JP05700599A patent/JP3238670B2/ja not_active Expired - Fee Related
Non-Patent Citations (2)
| Title |
|---|
| Ｓａｍｉ Ｈａｒａｒｉ；"ＨＣＣ：Ａ Ｈａｓｈ Ｆｕｎｃｔｉｏｎ Ｕｓｉｎｇ Ｅｒｒｏｒ Ｃｏｒｒｅｃｔｉｎｇ Ｃｏｄｅｓ"Ｌｅｃｔｕｒｅ Ｎｏｔｅｓ ｉｎ Ｃｏｍｐｕｔｅｒ Ｓｃｉｅｎｃｅ，Ｖｏｌ．１３５５（１９９８年１月１２日受入）ｐ．１１０−１１７ |
| 井上徹；"畳み込み符号を用いたハッシュ関数の一構成法"電子情報通信学会技術研究報告（ＩＴ９８−５５），Ｖｏｌ．９８，Ｎｏ．５１２，（１９９９年１月２０日）ｐ．１−６ |
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JP2000261328A (ja) | 2000-09-22 |
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| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| LAPS | Cancellation because of no payment of annual fees |