JPH02195378A

JPH02195378A - 暗号化処理機能付きｉｃカード

Info

Publication number: JPH02195378A
Application number: JP1015336A
Authority: JP
Inventors: Shinya Takagi; 伸哉高木; Mamoru Ito; 守伊藤; Toshio Tsuji; 辻　敏雄
Original assignee: Matsushita Electric Industrial Co Ltd
Current assignee: Panasonic Holdings Corp
Priority date: 1989-01-24
Filing date: 1989-01-24
Publication date: 1990-08-01

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】産業上の利用分野本発明は暗号通信に用いることができる暗号化処理機能
付きＩＣカードに関するものである。

従来の技術秘密鍵暗号方式において、メツセージの秘匿あるいはメ
ツセージ認証などの暗号通信を行うためには、まず通信
を行う両者が鍵を共有する必要がある。従来、鍵の共有
は、例えば第６図に示すような方式で行われてきた。第
６図はメツセージの秘匿を目的としたシステムであり、
１０１はメツセージの送信者（以下、単に送信者と記す
）が使用する暗号器、１０２はメツセージの受信者（以
下、単に受信者と記す）が使用する復号器であり、暗号
器１０１は、乱数生成手段１０３と、第１の暗号化手段
１０４と、第２の暗号化手段１０５とを備え、復号器１
０２は、第１の復号化手段１０６と、第２の復号化手段
１０７とを備えている。

このように構成された従来の鍵共有方式について、その
動作を以下に説明する。安全性の面からメツセージの平
文（以下、単に平文と記す）ｍ’を暗号化するための鍵
は頻繁に換える必要があるため、乱数生成手段１０３が
生成する乱数ｒ１を用いる（なおこの乱数ｒ１はセラシ
ラン鍵とも云われる）。送信者は、暗号器１０１が有す
る乱数生成手段１０３の乱数ｒ１を受信者と共有するた
めに受信者に送信するわけであるが、乱数ｒ１を生デー
タのまま送信すると、暗号器１０１と復号器１０２の間
の通信線上で盗聴される危険性があるため、乱数ｒ１を
第１の暗号化手段１０４で暗号化して送る。この乱数ｒ
１を暗号化する際に用いる鍵をマスタ鍵ｋｍと呼び、送
信者と受信者が予め共有している鍵である。マスタ鍵ｋ
ｍは乱数ｒ１を暗号化して送る時のみ使用され、通常長
期間固定である。受信者の復号器１０２は第１の復号化
手段１０６を用いて、暗号化された乱数をマスタ鍵ｋｍ
により復号化して乱数ｒ１を復元する。これにより、送
信者と受信者は乱数ｒ１を共有できたことになるため、
それ以降、第２の暗号化手段１０６と第２の復号化手段
１０７を用いて、乱数ｒ１により、平文ｍの暗号通信を
行うことができる。乱数ｒ１を換える場合は、乱数生成
手段１０３によって新しく乱数ｒ２（図示せず）を生成
し、前述した手順と全く同様に、マスタ鍵ｋｍによる暗
号通信によｔ）ｒ２を共有する。

今、二人の通信者ムとＢが暗号通信を行う場合を考える
。通信者ムと通信者Ｂはマスタ鍵ｋｍを用いて乱数ｒ１
を暗号化して送るものとする。ここで、もし別の通信者
Ｃもマスタ鍵ｋｍを有していたとすると１通信者Ｃは乱
数ｒ１を解読することができるため、通信者ム、Ｂ間で
交換される全ての暗文を解読できることになる。したが
って、マスタ鍵ｋｍは通信者ムと通信者Ｂのみが知る鍵
とし、例えば通信者ムが通信者Ｃと暗号通信を行う場合
は、ｋｍとは別のマスタ鍵を用いる必要がある。すなわ
ち、通侶者ムは暗号通信を行う相手の数だけマスタ鍵を
保有している必要がある。

発明が解決しようとする課題このような従来の方式では１通信相手が少数である場合
は問題ないが、不特定多数の加入者を持つネットワーク
では通信相手が膨大な数となり、鍵管理が大きな問題と
なる。これを解決する手段としては、鍵管理を行うセン
タを設け、暗号通信を行うに先立ち、センタが両者に共
通の乱数を配送（または転送）する方法が一般的である
が、鍵共有を行９度にセンタが介在しなければならない
という欠点がある。一方、他の解決策として、鍵管理の
面で優れている公開鍵暗号方式を用いる方法もあるが、
公開鍵暗号方式は秘密鍵暗号方式に比べて、はるかに大
きな処理時間を要する。このように従来の暗号通信の方
法では、鍵管理の点に関して大きな問題点があった。

本発明はこのような課題に鑑み、内部データが物理的に
安全であり、かつ演算能力を有するという特徴に基づき
、暗号通信を安全、容易かつ高速に実現し得る暗号化処
理機能付きＩＣカードを提供することを目的とするもの
である。

課題を解決するための手段そしてこの目的を達成するために本発明の暗号化処理機
能付きＩＣカードは、乱は生成手段と、この乱数生成手
段から出力される乱数を秘密鍵により暗号化する暗号化
手段と、外部から入力される暗文とレジスタに格納され
ているデータとの排他的論理和演算を行う排他的論理和
演算手段と。

この排他的論理和演算手段の出力を復号化する復号化手
段とを備え、暗号通信の開始時、前記レジスタに前記乱
数あるいはそれと同じものが格納され、かつ、前記復号
化手段による復号化処理が終了した後、前記復号化手段
の出力が前記レジスタに格納される構成としたものであ
る。

作用本発明の構成の特徴は、秘密鍵が物理的に安全なＩＣＣ
カードツメモリ格納されている点と、受信者のＩＣカー
ドが内部で自動的に出力した乱数を、フィードバックの
役割を果たすレジスタの初期値（暗号通信の開始時の値
）として用いる点である。この構成により上記目的が達
成される理由は次のように説明される。

まず、秘密鍵は物理的に安全なＩＣＣカードツメモリ格
納されているため、ＩＣカードの所持者といえども、こ
れらの秘密鍵を読み取ることは不可能である。したがっ
て、これらの秘密鍵が格納されている１０カードを用い
ることなしに、暗号化手段の出力から乱数を復元するこ
とはできない。

よって外部から入力される暗文を解読することはできな
い。

また１本発明のＩＣカードが有するフィードバック機能
により、復号化される全てのデータがレジスタの初期値
の影響を受けるため、正当な初期値を有するＩＣカード
以外、外部から入力される暗文を解読することはできな
い。このレジスタの初期値に、ＩＣカード内部で自動的
に生成される乱数を用いることにより、この乱数を生成
したＩＣカード、すなわち、受信者のＩＣカードのみ、
暗文の復号化が可能となり暗号通信は安全となる。

また本発明のＩＣカードを用いれば、秘密鍵のリストあ
るいはセンタのどちらも不要であるため。

容易に鍵の共有が実現できる。さらに秘密鍵暗号のみで
構成できることから高速処理が可能となる。

実施例第１図は本発明の暗号化処理機能付きＩＣカードを用い
て秘話通信を行うシステムの一例を示したシステム構成
図である。第１図において、１は第１の端末、２は第２
の端末、３は暗号装置４を内蔵している第１のＩＣカー
ド、６は復号装置６を内蔵している第２のＩＣカードで
ある。また、第１の端末１は入力装置７と送信装置８を
有し、第２の端末２は出力装置９と受信装置１ｏを有し
ている。

このシステムで暗号通信を行う場合の手順を以下に示す
。まず暗号通信を開始するに当って、送信者は第１の端
末１に第１のＩＣカード３を挿入し、受信者は第２の端
末２に第２のＩＣカード６を挿入する。その後、送信者
は入力装置７を用いて平文ｍを入力する。平文■は第１
のＩＣカード３に入力され、暗号装置４により暗文Ｃに
変換され出力される。第１の端末１は送信装置８を用い
て、この暗文Ｃを第２の端末２に送信する。一方、受信
者は受信装置１ｏを用いて前記暗文Ｃを受信する。暗文
Ｃは第２のＩＣカード６に入力され、復号装置６により
平文ｍに復号化され出力される。

第２の端末２は出力装置９を用いて復元された平文ｍを
出力する。このように、暗号器および復号器としてＩＣ
カードを用いて暗号通信を行うシステムを考える。実際
に暗号通信を行う際には、前述したようにセッシ曹ン鍵
の共有が必要となる。

これに関しては、第２図以降に示されるＩＣカードの詳
細な図面を参照しながら説明を行う０尚、第２図以降の
図面に関しては、第１の端末１および第２の端末２の図
示を省略している。

第２図は本発明の一実施例による暗号化処理機能付きＩ
Ｃカードのブロック図である。第２図において、１１は
第１のＩＣカード、１２は第２のＩＣカードであり、共
通鍵等を共有するために、第１のＩＣカード１１は、第
１の乱数生成手段１３、第１の暗号化手段１４．第２の
復号化手段１６を有し、第２のＩＣカード１２は、第２
の乱数生成手段１６．第１の暗号化手段１４と対をなす
第１の復号化手段１７．第２の復号化手段１５と対をな
す第２の暗号化手段１８を有している。

また、第１のＩＣカード１１からメツセージの送信を行
うため、第１のＩＣカード１１は、第３の暗号化手段１
９．第１のレジスタ２０．第１の排他的論理和演算手段
２１を有し、第２のＩＣカード１２は、第３の暗号化手
段１９と対をなす第３の復号化手段２２．第２のレジス
タ２３．第２の排他的論理和演算手段２４を有している
。さらに。

第２のＩＣカード１２からメツセージの送信を行うため
、第１のＩＣカード１１は、第４の復号化手段２６．第
３のレジスタ２６．第３の排他的論理和演算手段２７と
を有し、第２のＩＣカード１２は、第４の復号化手段２
６と対をなす第４の暗号化手段２８．第４のレジスタ２
９．第４の排他的論理和演算手段３ｏを有している。

以下、第２図に従い、本実施例について説明を行う。ま
ず、第１のＩＣカード１１は、第１の乱数生成手段１３
が出力した第１の乱数ｒ１を第１の暗号化手段１４を用
いてマスタ鍵ｋｍにより暗号化して第２のＩＣカード１
２に送る。

第２のＩＣカード１２は、第１の復号化手段１７を用い
て、暗号化された乱数をマスタ鍵ｋｍにより復号化して
第１の乱数ｒ１を復元する。

また、第２のＩＣカード１２は、第２の乱数生成手段１
６が出力した第２の乱数ｒ２を第２の暗号化手段１８を
用いてマスタ鍵ｋｍにより暗号化して第１のＩＣカード
１１に送る。第１のＩＣカード１１は、第２の復号化手
段１６を用いて、暗号化された乱数をマスタ鍵ｋｍによ
り復号化して第２の乱数ｒ２を復元する。ここまでの処
理により、第１のＩＣカード１１と第２のＩＣカード１
２は２つの共通な秘密の乱数ｒ１　、ｒ２を共有できた
ことになる。

次に、共有されたｒｌ、ｒ２を用いて、第１のＩＣカー
ド１１から第２のＩＣカード１２にメツセージを送信す
る場合の方法について説明を行う。

以下の説明において、上記量は排他的論理和演算を意味
するものとする。まず暗号通信の開始時、初期状態とし
て、第１．第２のレジスタ２０．２３に第１の乱数ｒ１
を格納する。第１のＩＣカード１１は、送信する平文の
メツセージを暗号化の単位ごとに分割する。こうして得
られた複数のブロックをｍｌ　、ｍ２　、ｍｓとする。

第３の暗号化手段１９は第２の乱数ｒ２を鍵として先頭
ブロックｍ１に暗号化処理を施し、その結果ａ１＝ＩＥ
３ｒ２（ｍｌ）を第１の排他的論理和演算手段２１に出
力する。ここでＥ３は、第３の暗号化手段１９の暗号関
数を示す。第１の排他的論理和演算手段２１は、暗号化
手段１つからの前記入力ｃ１と第１のレジスタ２０内の
データ（初期値ｒ１）の排他的論理和を計算し、その結
果０１＋ｒ１を第２のＩＣカード１２に送信する。

一方、第２のＩＣカード１２は以下のようにして、受信
データ（暗文）ｃ１＋ｒ１から平文ｍ１を復元する。第
２のＩＣカード１２は、第２の排他的論理和演算手段２
４を用いて、送られてきた前記データ０１＋ｒ１と第２
のレジスタ２３内のデータ（初期値ｒ１）との排他的論
理和を計算し、その結果（ａ１＋ｒ１）＋ｒ１＝ｃ１を
第３の復号化手段２２に出力する。復号化手段２２は、
第２の乱数ｒ２を鍵として、送られてきた前記データｃ
１＝１ｃ３ｒ２（ｍｌ）に復号化処理を施し、その結果
ｍ１を復元する。その後、第１のＩＣカード１１は、初
期値ｒ１に換えて、平文ｍ１を第１のレジスタ２ｏに格
納し、一方、第２のＩＣカード１２は、初期値ｒ１に換
えて、復元した平文ｍ１を第２のレジスタ２３に格納す
る。したがって、第１のＩＣカード１１と第２のＩＣカ
ード１２がｒｌおよびｒ２を共有してお９、がっ、通信
中のデータが偶発的あるいは意図的な変更を受けない限
り、第１のレジスタ２０と第２のレジスタ２３には常に
同じ値が格納されることになる。

以上のような、先頭ブロックｍ１に対する処理をｍ２　
、ｍ３に対しても同様に繰シ返すことにより。

全平文を復元することができる。

第２のＩＣカード１２から平文ｍ４．ｍ５．ｌｉｅを送
信する場合も、第４の復号化手段２６．第３のレジスタ
２６．第３の排他的論理和演算手段２７、第４の暗号化
手段２８．第４のレジスタ２９、第４の排他的論理和演
算手段３ｏを用いて同様に暗号通信を行うことができる
。この場合の各要所のデータ値を下記表１に示す。尚、
表１中の十記号は排他的論理和演算を示す。

（以　下　余　白）本実施例が安全である理由は以下のように説明される。

まず、マスタ鍵ｋｍは物理的に安全なＩＣカード内メモ
リに格納されているため、ＩＣカードの所持者といえど
も、マスタ鍵１ｃｍを読み取ることはできない。したが
って、たとえ第１の暗号化手段１４の出力および第２の
暗号化手段１８の出力を通信線上で盗聴したとしても、
マスタ鍵ｋｍが格納されているＩＣカードを用いること
なしに第１の乱数ｒ１および第２の乱数ｒ２を復元する
ことはできない。よって、暗文の解読は不可能である。

次に、このシステムに属する３人の通信老人。

Ｂ、Ｃがおシ、人とＢの間で交換される暗文をＣが解読
しようとしている場合を考える。Ｃもこのシステムに属
する通信者であるため、第１のＩＣカード１１ｔたは第
２のＩＣカード１２を所持している。まず、Ｃが第２の
ＩＣカード１２を所持しておシ、第１の１０カード１１
からの暗文の解読を企てているものとする。この場合、
第１のＩＣカード１１から送られて来る暗文（すなわち
、第１の排他的論理和演算手段２１の出力）をＣが盗聴
し、自分のＩＣカードに入力しても、その時の第３の復
号化手段２２の復号侘寝は第２の乱数ｒ２ではなく、そ
のＩＣカードが内部で自動的に生成した乱数であるため
、盗聴した暗文を正しく復号化することはできない。

次に、Ｃが第１のＩＣカード１１を所持しており、第２
のＩＣカード１２からの暗文の解読を企てているものと
する。この場合、ムとＢの間で交換される第２の暗号化
手段１８の出力（すなわち、暗号化された第２の乱数）
をＣが盗聴し、それを自分のＩＣカードに入力すること
により、第２の復号化手段１６とマスタ鍵ｋｍにより、
自分のＩＣカード内に第２の乱数ｒ２．すなわち第４の
復号化手段２６の復号侘寝を生成することは可能である
。しかし、この時、そのＩＣカードは第１の乱数生成手
段１３により内部で自動的に乱数を生成しくこの乱数を
ｒ３とする）、これを第３のレジスタ２６の初期値とす
るため、ＣのＩＣカードが第２のＩＣカード１２がらの
暗文を正しく復号化することはできない。この様子を下
記表２に示す。

表２から、まずｒ１≠ｒ３であるために、ｍｌが正しく
復号化されないことがわかる。正しく復号化されないｍ
ｌが第３のレジスタ２６にフィードバックされるため、
続＜１１２も正しく復号化されない。このように、ｒ１
≠ｒ３の影響が後続する全てのデータに影響を及ぼすこ
ととなシ、第２のＩＣカード１２から出力される暗文の
解読は一切不可能となる。

（以下余　白）本発明の特徴は、第３図に示した非安全な暗号通信方式
と比較することによって、よシ明確になる。第３図は非
安全な暗号通信を行５ＩＣカードのブロック図を示すも
のであり、８１は第１のＩＣカード、８２は第２のＩＣ
カードである。全ての構成要素および１３〜２４の構成
は第２図と全く同じであるが、２６〜３０に関し、第２
のＩＣカード１２がフィードバック機能を有し、第１の
ＩＣカード１１がフィードフォワード機能を有する点が
第２図の場合と逆になっている。

このような構成において、第１のＩＣカード８１を持つ
第３者Ｃが、第２のＩＣカード８２から出力される暗文
の解読を企てる場合を考える。

前述したように、Ｃは第２の暗号化手段１８の出力を盗
聴し、それを自分のＩＣカードに入力することによって
、第２の乱数ｒ２を生成することができる。これと同時
に、ＣのＩＣカードは第１の乱数ｒ１と異なる乱数ｒ３
を自動的に生成する。

ｒ２ｉ復号化鍵とし、ｒ３を第３のレジスタ２６の初期
値として、第２のＩＣカード８２からの暗文の解読を試
みた場合の各要所のデータ値を下記表３に示す。表３か
られかるように、先頭ブロックこそ解読不可能であるが
２受信側がフィードバック機能を有しないために、その
影響はそれ以降に及ばず、第２ブロツク以降の解読が可
能となってしまう。このように第３図に示した方式では
、安全な暗号通信が実現できない。

（以下余　白）以上のことかられかるように、第２図に示すＩＣカード
の構成により、第１の乱数ｒ１および第２の乱数ｒ２を
共に有することができるＩＣカード、すなわち暗号通信
を行う当事者のＩＣカードのみ暗文の復号化が可能とな
り、暗号通信は安全なものとなる。また第２図に示すＩ
Ｃカードを用いれば、秘密鍵のリストあるいはセンタの
どちらも不要であるため、容易に鍵の共有が実現できる
。さらに秘密鍵暗号のみで構成できることがら高速処理
が可能となる。

また、第１の暗号化手段１４と第２の暗号化手段１８に
同じ演算を施すものを用い（これらと対をなす復号化手
段１７．１６に関しても同様）、さらに第３の暗号化手
段１ｅと第４の暗号化手段２８にも同じ演算を施すもの
を用いる（これらと対をなす復号化手段２２．２６に関
しても同様）ことにより、第１のＩＣカード１１と第２
のＩＣカード１２とは、第１の乱数生成手段１３および
第２の乱数生成手段１６を除いて全く同じ構成となる。

すなわち、このシステムに属する通信者はこのような同
じ構成のＩＣカードを各々１枚ずつ所持することにより
、このシステムに属する任意の通信者と双方向の暗号通
信ができることとなる。

この場合、乱数生成手段１３．１６は各ＩＣカードで異
なる乱数系列を出力することが望ましい。

次に本発明の他の実施例について説明する。第４図は、
本発明の他の実施例による暗号化処理機能付きＩＣカー
ドのブロック図である。第４図において、６１は第１の
ＩＣカード、６２は第２のＩＣカードであり、鍵および
レジスタの初期値を共有するために第１のＩＣカード６
１は、第１の乱数生成手段６３．第６の排他的論理和演
算手段６４、第６の排他的論理和演算手段６６を有し、
第２のＩＣカード６２は、第２の乱数生成手段６６、第
７の排他的論理和演算手段６７、第８の排他的論理和演
算手段６８とを有している。尚、メツセージの暗号通信
を行９ための構成要素１９〜３０およびその構成に関し
ては、第２図の実施例と全く同じである。

以下、第４図に従い、本実施例について簡単に説明を行
う。鍵およびレジスタの初期値を共有するために、第１
のＩＣカード６１は第１の乱数生成手段６３が生成した
第１の乱数ｒ１を第２のＩＣカード６２に送る。第１の
ＩＣカード６１と第２のＩＣカード６２は、それぞれ第
６の排他的論理和演算手段６４と第７の排他的論理和演
算手段６７を用いて、乱数ｒ１とマスタ鍵ｋｍとの排他
的論理和演算を行い、共通鍵ｋｓを得ることができる。

同様に、第２の乱数生成手段６６および第６の排他的論
理和演算手段６６、第８の排他的論理和演算手段６８を
用いて、レジスタ２０．２３゜２６．２９に共通の初期
値工を得ることができる。

この後の暗号通信の方法および本実施例の安全性につい
ては第２図の実施例と全く同じであるため、説明は省略
する。

発明の効果以上のように本発明によれば、秘密鍵を物理的に安全な
ＩＣカード内に格納するとともに、受信者のＩＣカード
が自動的に出力した乱数からレジスタの初期値を生成す
ることにより、暗号通信を安全、容易かつ高速に実現す
ることができる。本方式は、秘密鍵暗号を用いた従来の
暗号通信方式に比べ、秘密鍵のリストあるいは鍵配送（
または転送）センタのどちらも必要とすることなく鍵の
共有ができるという、実用上極めて有効な特徴を有する
。また、秘密鍵暗号のみで実現できることから、公開鍵
暗号を用いた従来の暗号通信の方法に比べ、暗号化およ
び復号化に要する処理速度の面ではるかに優っている。

さらに、各ＩＣカードに固有な乱数生成手段を除き、１
つのシステム内で使用される全てのＩＣカードを同じ構
成とすることにより、運用面では、そのシステムに属す
る任意の通信者と双方向通信ができることとなり、一方
、製造面では、ＩＣカードの量産が可能となり、その実
用上の効果は極めて大なるものである。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の暗号化処理機能付きＩＣカードを用い
た秘話通信システムのシステム構成図、第２図は本発明
の一実施例による暗号化処理機能付きＩＣカードを示す
ブロック図、第３図は非安全な暗号通信を行）ＩＣカー
ドのブロック図、第４図は本発明の他の実施例恒よる暗
号化処理機能付きＩＣカードを示すブロック図、第６図
は従来の鍵共有方式を示すシステム構成図である。１・・・・・・第１の端末、２・・・・・・第２の端末
、１１・・・・・・第１のＩＣカード、１２・・・・・
・第２のＩＣカード、１３・・・・・・第１の乱数生成
手段、１４・・・・・・第１の暗号化手段、１６・・・
・・・第２の復号化手段、１６・・・・・・第２の乱数
生成手段、１７・・・・・・第１の復号化手段。１８・・・・・・第２の暗号化手段、１９・・・・・・
第３の暗号化手段、２０・・・・・・第１のレジスタ、
２１・・・・・・第１の排他的論理和演算手段、２２・
・・・・・第３の復号化手段、２３・・・・・・第２の
レジスタ、２４・・・・・・第２の排他的論理和演算手
段、２６・・・・・・第４の復号化手段、２６・・・・
・・第３のレジスタ、２７・・・・・・第３の排他的論
理和演算手段、２８・・・・・・第４の暗号化手段、２
９・・・・・・第４のレジスタ、３０・・・・・・第４
の排他的論理和演算手段。代理人の氏名　弁理士　粟　野　重　孝　ほか１名１１
−・１１’−一 ρ　−− −ｍ− ｆ６−・− １８＝− υ−・− ＠ＩのＩＣカード１ｉ１２のＩＣカード填１のＬ敗生成手段凛１の暗号化＋＃！晃２　の１号１ヒ亭１父軍２のＬ敬生成牛段嘱＋６′）Ｖ号１Ｃ令綬１１．２ノ嗜ｖ　ｒｅ　４　ｓ嘱３の暗号１１＋ヰ殴＊１のしジスタ２１−＝一−− 一一一４−一５−一あ　・− 回　−一ｑ　−−一叩−−一＠＋の譬憎的論理４ｏ惰寵李δ 蓼３　の１１＃　イヒ亭段１．２のしジスタ軍２の椿ｆＩ！的論還匍渭貰手段票４のｌ１号１仁−９−１９１３のしジスタ飄３の琲セ的鵡現り１罵学役第４の暗号化手曖蓼４のレジスタ填４の１評妨的論瑠幀洟ｌ李Ｉ９第２図＋３−ｍ＝１５　−・− 込　−一− −−一凶　−・− １−−一第１の８Ｌ歓生成牛殻鳩１のｎ把手÷段１１に２の１１号に牛設第２の乱歓生へ李ｎ１ｐｌ＋の１号１仁４−１９第２の１号１仁手＃９１１１３の暗号化＋＃貸ｌのしジス９第１の引ト慴的１に１１ｔＬｌ１１１手般！Ｍ３の１キ
１セ亨曖ｎ−°゛あ−一田・− ｑ　−−− ｐ−・・罰−・本２のしシス９填２の１−セ的鍋理和漫Ｗ手Ｗ電４の１４１仁手段稟３のしジス９算３の伸忙的騙？１４ｏｌ！１季η ＩＦ１４のＩＩＩ号１１：手段１に４のしジスタ第４のｍｆ＋！約論理匍慣１手院第１のＩＣカード埠２のｒ（カード３図

Claims

【特許請求の範囲】

（１）乱数生成手段と、この乱数生成手段から出力され
る乱数を秘密鍵により暗号化する暗号化手段と、外部か
ら入力される暗文とレジスタに格納されているデータと
の排他的論理和演算を行う排他的論理和演算手段と、こ
の排他的論理和演算手段の出力を復号化する復号化手段
とを備え、暗号通信の開始時、前記レジスタに前記乱数
、あるいはそれと同じものが格納され、かつ、前記復号
化手段による復号化処理が終了した後、前記復号化手段
の出力が前記レジスタに格納される構成とした暗号化処
理機能付きＩＣカード。
（２）外部から入力される暗号化された乱数を秘密鍵に
より復号化する復号化手段と、外部から入力される、又
は内部に格納されている平文を暗号化する暗号化手段と
、この暗号化手段の出力とレジスタとの排他的論理和演
算を行う排他的論理和演算手段とを備え、暗号通信の開
始時、前記レジスタに前記復号化手段の出力が格納され
、かつ、前記排他的論理和演算手段による演算処理が終
了した後、前記平文が前記レジスタに格納される構成と
した暗号化処理機能付きＩＣカード。
（３）乱数生成手段と、この乱数生成手段から出力され
る乱数に秘密パラメータを用いて演算を施す演算手段と
、外部から入力される暗文とレジスタに格納されている
データとの排他的論理和演算を行う排他的論理和演算手
段と、この排他的論理和演算手段の出力を復号化する復
号化手段とを備え、暗号通信の開始時、前記レジスタに
前記演算手段の出力が格納され、かつ、前記復号化手段
による復号化処理が終了した後、前記復号化手段の出力
が前記レジスタに格納される構成とした暗号化処理機能
付きＩＣカード。
（４）演算手段が排他的論理和演算手段である請求項３
記載の暗号化処理機能付きＩＣカード。
（５）外部から入力される乱数に秘密パラメータを用い
て演算を施す演算手段と、外部から入力される、又は内
部に格納されている平文を暗号化する暗号化手段と、こ
の暗号化手段の出力とレジスタとの排他的論理和演算を
行う排他的論理和演算手段とを備え、暗号通信の開始時
、前記レジスタに前記演算手段の出力が格納され、かつ
、前記排他的論理和演算手段による演算処理が終了した
後、前記平文が前記レジスタに格納される構成とした暗
号化処理機能付きＩＣカード。
（６）演算手段が排他的論理和演算手段である請求項５
記載の暗号化処理機能付きＩＣカード。