JPH03192383A - ブロツク置換法 - Google Patents

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〕 本発明は暗号装置および暗号法の分野に関するものであ
シ、更に詳しくいえば、ブロック置換暗号法および暗号
装置に関するものである。

〔従来の技術と発明が解決しようとする課題〕多くの場
合に、１つの場所から別の場所へデジタル形式で情報を
、受傷者にとっては明らかで、あいまいでないが、それ
らの場所の間の傍受者には理解できないやυ方で通信す
ることが望まれる。

したがって、多くの場合には、通信すべき情報をある所
定の暗号法で暗号化し、情報を暗号化された形で送シ、
受信した暗号化されている情報を受信場所で解読するの
が普通である。希望する安全度に応じて、どのようなレ
ベルの暗号も専門的でない傍受者にとって通信を無意味
にするから、比較的簡単で、容易に破られる暗号を使用
できる。

他の状況においては、希望の安全度は暗号解読を一層困
難にする暗号技術の使用を支配でき、または最高レベル
の安全度において暗号解読をほとんど不可能にするから
有望である。そのような暗号技術の応用は、製造工場の
間、銀行の支店の間等の要注意通信のような商用通信、
およびＩＦＦ　（敵味方識別）を含めた（もつとも敵味
方識別に限定されるものではないが）軍事応用を含む。

ある場合には、暗号化の主な目的は、通信されている情
報を傍受者が解読することを防止することであり、ＩＦ
Ｆのような他の場合には主な目的は本来の受信者を誤ら
せるために、傍受者自身が偽情報を同じ暗号法で発信す
ること金防止することである。両方の目的は多くの応用
においてしばしば存在する。

ブロック置換は、２進数列の態様である平文メツセージ
を暗号化するために用いられる方法である。この方法に
従って、その２進数列はある所定のブロック長さｎのブ
ロックに分けられる。ブロック置換装置が平文中の各２
進数を独特の新しい２進数ブロツクに置換暗号化する。

置換ブロックは暗号化されたメツセージまたは暗号テキ
ストを構成する。各置換ブロックは平文テキストブロッ
クのあいまいでない１対１の変換を表す。従来技術にお
いては、その置換は探索表、切換え装置、または帰還シ
フトレジスタにより一般に行われる。

しかし、しばしば変化するコードまたは置換暗号法スキ
ームが危いと、暗号は解読されることがある。しかし変
化する探索表は面倒であシ、限られた数の可能な切換え
装置だけが実用的であシ、シフトレジスタの繰返えされ
るサイクル動作は時間がかかる。どのようなパターンま
たは偏シも持たない置換の発見には別の問題が起る。現
在では、候補の置換が、可能な系統的パターンに対して
はコンピュータシミュレーションによりｐ＋ヘラレ、あ
る場合には、それを補償するために付加回路が用いられ
る。

各種の暗号装置および暗号法が従来技術で良く知られて
いる。たとえば、米国特許第３，７９６，８３０号、第
３，７９８，８５９号、第４，０７８，１５２号、第４
，１９５．２００号、第４．２５５，８１１号、第４，
３１６，０５５号、第４．５２０，２３２号を参照され
たい。一般に、それらの装置はブロック置換に関連する
から、それらの装置はキーに依存する暗号装置および解
読装置であυ、本発明のような、別の数集合への１つの
加算的に入れ換えられた数集合のモジュロ２加算による
ブロック置換を基にしていない。

〔課題を解決するための手段」 本発明は、比較的簡単なハードウェアによる置換技術の
使用を行えるようにする、ブロック置換技術によるモジ
ュロ２加算を基にした暗号装置および暗号法を提供する
ものである。ブロック置換、１ビツト２進数のそれ自身
への１対１写像、はｎビット２進数のある順列が、別の
数集合への１つの並べられた数集合のモジュロ２加算に
よジブロック置換を定めるということ、およびそれらの
サブ集合が、ベクトルとして見られた時に加算関係を有
する方程式を定めるという事実を基にしている。これに
より変換を簡単かつ頻繁に行える。変換の諸性質と、変
換を用いる方法を以下に開示する。

〔実施例〕

以下、図面を参照して本発明の詳細な説明する。

以下の説明においては、本発明の方法と装置をｎビット
２進数のブロックに関して本発明をまず説明する。ここ
に、ｎの値は３である。それから、この方法と装置は一
般にｎビットブロックへ拡張され、ｎ；８までのブロッ
クのある特性を提示する。ｎ＝３に対する下記の例を提
示することによシ、より多くの組合わせを有するよυ大
きなブロックを使用する場合よシも本発明の概念を一層
良く理解できると信ぜられる。

ブロック置換というのは、ｎビット２進数のそれ自身へ
の１対１写像へ通常適用される用語である。この写像は
２個のｎビット数の対として書くことができる。

ｘ、　　　Ｚ。

ｘ、　　　Ｚ２ ｋ　　ｚｋ ことに、各列は異なる順序で書かれた同じ２種類のｎビ
ット数である。したがって、この写像はまたはあるイン
デックス集合に対しては（ＸＩＸｉＸｊ）と書かれたｎ
ビット数の順列と考えることができる。順列に対するこ
の通常の記法はＸ、→Ｘ１、Ｘｉ→Ｘｊ等を意味する。

列記法へ戻って、元の集合およびそれの映像から１組の
簡単な方程式を定めることができる。

Ｙｌ　（ｔ）　　Ｘｔ　＝Ｚ＞ Ｙ３■　ＸＩ”Ｚｌ ここに、（→はモジュロ２加算（すなわち、桁上げなし
の対応する数の加算）を意味する。一般に、集合（Ｙｌ
　＋　Ｙ２　＊　　・・）全てが異なるわけではなく、
ある状況では同じである。本発明に従って、集合が異な
ると、従来の手段ではなくてモジュロ２加算によジブロ
ック置換を発生できる。主な作業は、置換をどのように
迅速に変えることができ、かつ１！ＩＪ）がないとして
も、このやシ方が行われる状況、その状況が存在するな
らば、を決定することである。

ブロック置換をモジュロ２加算によシかって行うことが
できたかどうかは明らかではない。たとえば、第１図に
示されているモジュロ２加算によシ３ビットの２進数の
１つの構成を別の構成に置換する試みについて考えるこ
とにする。右側の列３には０１１と１００線おのおの２
回現われるが、００１とｌｌＯは決して現われない。中
央の列２に作用する左側の列１は、列ｌの３ビツト２進
語の集合のそれ自身への変換を構成する。これは多数−
１変換であって、変換されたブロック０１１と１００に
対する元のブロックを回復しようとする時に生ずるあい
まいさのためにその多数−１変換は役に立たない。

第２図に示されているような別の構成を試みると異なる
結果が得られる。任意の列対が今は１対１変換を構成す
る。とくに、変換は列３の３ビツト２進数（平文テキス
ト）から自身への１対１変換、列１の暗号化されたテキ
スト、である。各テキストは全て３ビツト数で正確に１
回構成される。

任意の３桁２進ブロツクを暗号化された２進数への変換
を使用でき、かつもちろん、列１中の暗号化された語を
見つけ、それから同じ行、第２図の列３、内の対応する
平文テキスト語を選択することによシ、暗号化されたメ
ツセージを解決するために同じ方程式を使用できること
が明らかである。もし十と＝が第５図に示すように交換
したとするとこれは最も便利である。列１の語が列２の
語に加えられて列３の語を得たとすると、暗号化された
語を平文テキスト語へ逆変換するための等価変換が行わ
れる結果となる。

再び第２図を参照して、そこに示されている変換の興味
のある性質、およびそのために、ここで興味のある種類
の全ての変換に対して、興味のある性質が見られる。と
くに、３つの２進数の８個のブロックのうち、下側の４
個のブロック０００．００１．０１０．０１１が下側の
４個のブロックのうちの２個、すなわち、ＯＯＯと００
１、および上側の４個のブロックのうちの２個、すなわ
ち１１０と１１１、へ写像する。同様に、もちろん、８
個のブロックのうちのよシ大きい４個のブロックのうち
、２個が下側の４個のブロックへ、および２個が上側の
４個のブロックへ写像する。同様に、偶数ブロック００
０．０１０．１００．１１０が２個の偶数ブロック、Ｏ
ＯＯと０１０．と２個の奇数ブロック、００１と０１１
、へ写像する。

４個の奇数ブロックは半分が奇数ブロックに写像し、半
分が偶数ブロックに写像する。解決のためにはこれと同
じことが明らかに真である。したがって、暗号化された
ブロックの、大きいこと、小さいこと、偶数であること
、奇数であること等のような、ある竹性についての知識
は暗号化されていないブロックの特性についてのどのよ
うな類似の知識も伝えない。そのために、各ブロックの
中間の数字を考えても、中間の数字として０を有する第
２図の４個のブロックは、２つのブロックを中間の数字
として０を有するブロックと、中間の数字として１を有
する２個のブロックをブロックに写像することに注目す
べきである。同様に、中間の数字として１を有する４個
のブロックは、２個のブロックを中間の数字として１を
有するブロックへ写像し、２個のブロックを中間の数字
として０を有するブロックへ写像することはもちろんで
ある。この性質は全てのブロック寸法に対して適用され
、最大支群として代数的に特徴づけることができるブロ
ックの全ての集合を等しく分割するために拡張される。

暗号のこの偏らせられていない特性はここで開示する暗
号法の非常に有利な特徴であり、とぐに暗号を始終頻繁
に変更することに関連して非常に有利な特徴である。

とくに、もちろんどのような実用的な暗号装置において
も、パターンの解決を可能にするのに十分に長い時間パ
ターンが持続しないように、暗号の組み方を頻繁に変更
できることが望まれる。この目的のために、第２図の方
程式のある特性を第３図に示すように第２図の行の配列
を変えることによシ第２図の方１式のある特性を認識で
きる。

任意のやシ方で行の配列を変えても、各方程式は表内の
それの位置とは離れて別にそれ自身の完全性を維持する
から、変換には決して影響しないことはもちろんである
。本質的には、第３図の２行目は第２図の４行目であり
、第３図の３行目は第２図の５行目であシ、引き続く各
行の左側の列は先行する行の２列目と同じ３ビツト数を
含む。そのように配列されると、１行目すなわち同一の
行を無視して、３つの各列は同じ３ビツト２進数列を循
環して含むことに気がつくであろう。とくに、１列目は
２列目と同じ数列を有するが、そこから下方へ１位置（
または上方へ６位置）ずらされ、３列目は２列目と同じ
数列を有するが、２列目の数列から下方へ３位置（また
は上方へ４位置）ずらされる。

第３図の１行目すなわち同一の行を再び無視して、１列
記法の３ビツト２進数が下方へ全部で６位置だけ、２列
目に関してずらされたとすると、第４図に示すように１
対１の変換が依然として行われることに気がつくであろ
う。同一行を除き、変換は第３図における変換とは全く
異なる。例として、１１１列３は第３図の０１１列１に
写像し、第４図の１００列１に写像する。しかし、それ
に加えて、第４図の列１と３における３桁の数の数列（
識別性を分離して）が第３図と第４図の列２におけるも
のと依然として同じであるが、おのおの列２と比較して
循環してずらされることに注目することが重要である。

したがって、第３図の変換は、第３図の１列目の数を２
列目の数に関して単にずらすことによシ、第４図の新し
い変換へ変更されておシ、３列目の数も２列目の数に関
して、モジュロ２加算方程式の完全性を保存するために
異なる量だけずらされている。また、解読のために、第
４図の記号（Ｑと＝を第５図におけるように交換できる
。

任意のブロック寸法に対してよシ一般的には、方程式の
集合を下のように書くことができる。

暗号化 θ　　　＝ 　ｔ−Ｂ 　２−ｓ ｘｋ−ｓ　　＝ θ　　■ Ｘｔ　　［有］ Ｘ２　　ｅ） ｘｋ　（ト） １−Ｐｓ ２−Ｐｓ ｘｍ−ｓ　　＝Ｘｍ　　■　Ｘｍ−Ｐａ解 読 θ　　■　θ θ ｘｌ−，１５ｘｔ （→　Ｘｔ １−Ｐｓ ２−Ｐａ Ｘｋ−、ｌ：：）　　Ｘｋ Ｘ　　　　［有］ −３ Ｘｍ−Ｐｓ ブロック寸法ｎ、　ｙＨ＝２　−１　、θ＝ｏｏ、、、
ｏ。

に対して、２ビット語は全部Ｏで構成される。

列１が列２に関してＳ位置だけ桁送９されたとすると、
モジュール２加算方程式の完全性を保存するために列３
は異なる量Ｐｓ　だけ桁送りされる。

与えられた桁送りＳに対して、Ｐｓはずれプログラマに
より決定される。

次に第６図を参照する。この図にはこれまで説明してき
た暗号技術および解読技術に従って暗号化を行う装置の
ブロック図が示されている。

平文テキス）ＭがメモリＩのアドレスへ送られる。これ
は列３からθ以外の＃Ｘｋ−Ｐｓ　　を選択することに
対応する。この概念はそれを列２の中のそれの片割れに
加えることでおる。Ｘｋ−Ｐｓがθ以外であって、ｘｋ
へ加えるべきであるものとすると、列３内のオーダーデ
ータに−ｐを持つ語を、同様に列３内のオーダーデータ
Ｋ　　Ｐｓ＋Ｐａ＝Ｋを持つ語に加えることに等しい。

したがって、平文テキス）ｌＦｔＫ−Ｐｇのオーダーデ
ータが加算器へ送られてＰｓへ加えられる。新しいオー
ダー数はメモリ■内のそれのアドレスへ送られる。その
アドレスの内容がモジュール２で平文テキスト飴へ加え
られて列１中の暗号化された語ｘｋ−ｓを得る。平文テ
キスト飴がθであるとすると、それの暗号試験映像は同
じである。

オーダーデータを加えることは２つの加算器、すなわち
、桁上げ（Ｏ加算器と、最下位ピッ）（ＬＳＢ）　　加
算器とによシ行われる。桁上げ加算器は桁上げを通常伴
う数を加算する。たとえば００１＋０１１＝１００であ
る。しかし、加算がｎ桁以上を要求したとすると、すな
わち、１がｎ＋１の位置へ桁上げされるとすると、その
余分の１がその代シに最初の位置に加えられる。すなわ
ち、１００＋１１０＝１０１０＝＞０１１である。これ
はＬＳＢ加算器により行われる。これは単に加算モジュ
ールｍである。ｍは２−１　である。この例においては
、口＝３、ｍ＝６で４ｆｉ、１０進数で表される加算は
４＋６＝１０＝３ｍｏｄ７　　である。

１００＝＞４．１１０＝＞６および０１１＝＞３である
。

解読のためのブロック図が第７図に示されている。暗号
テキスト語がメモリＩＯそれのアドレスへ送られる。こ
れは列１からθ以外の語ｘｋ−ｓを選択することに対応
する。この概念はそれを列２の中のそれの片割れである
Ｘに加えることである。

これは列１内のＸ　　を列１内のオーダーデーに−ｓ りに−ｓ＋ａ：Ｋを持つ語に加えることに等しい。

したがって、暗号テキス）ｌＦｔＫ−Ｐのオーダーデー
タが加算器へ送られてＳへ加えられる。新しいオーダー
数はメモリ■内のそれのアドレスへ送うれる。そのアド
レスの内容がモジュール２で暗号テキスト飴へ加えられ
て列３中の解読された語ｘｋ−Ｐｓ　を得る。暗号テキ
スト語がθでおると、それはθとして解読される。

オーダーデータの加算、Ｋ−８十ＳとＫ　−Ｐ　ｓ＋Ｐ
ｓはモジエールｍまたは循環であることが理解される。

すなわち、オーダーデータがｍ、最後の位置、よシ大き
いとすると、オーダーデータからｍが差し引かれる。暗
号テキスト語がθであれば、それは同じ語として解読さ
れる。

桁送りプログラムは、列１中の桁送り、Ｓｌが用いられ
る順序を決定する。対応するＰは列３においてＳだけ桁
送シする。希望する任意の順序を使用できる。桁送、６
ｓは前記基本的な順列のべきに対応し、それは加算によ
る置換を決定する。

したがって、たとえば、第８図において、平文データ値
が０１０であるとすると、メモリＩ内のそのアドレスは
オーダーデータ００１に一供給する。

このデータは２進起法であって、その０１０はメモ’Ｊ
ｌ内の列中の位置１である（方程式の集合の列３）。プ
ログラム中の最初の桁送シ位置はＳ＝６である。それに
対してＰ、＝２である。０１０の位置に対してｌｄ、Ｋ
　　Ｐｍ＝１がＰ−＝２へ加えられる。２進記法では０
０１＋０１０＝０１１である。メモリ■においてアドレ
ス０１１に対応するのは数１００である。（これは１０
０が列３内の位置３にあるということに等しい。）１１
０＝１００■０１０は暗号テキスト語である。これは第
５図における加算方程式の最初のものを表す。

解読のためには暗号テキスト語は１１０である。

第９図において、メモリ■内のそのアドレスはオ−ダー
データ１００．ｔたはメモ＋７１内の列の位置４を供給
する。プログラム中の最初の桁送シ位置はＳ＝６である
。１１０の位置、Ｋ−６＝４、へ６、または２進記法で
は１１０、が加えられる。

４＋６＝１０゜ｍ−７による減算、すなわち、１０−７
、または循環による位置３である。２進記法では１００
＋１１０＝０１１モジユール７である。

１１０＋１００　＝０１０゜これは第４図における加算
方程式を表す。

固定された数をモジュール２で第４図の列１と列２へ加
えると、史に別の１対１変換が行われる結果となる。

暗号化 １　　　　　　　　　　２　　　　　　３（Ｉ（））Ｙ
）　　　＝（Ｉ（ａＹ）■　　Ｉ（Ｘ　１−Ｂ　（、！
：ＣＹ）　＝　（Ｘｔ　Ｃ＋）Ｙ）　（＋Ｊ　ｘｌ−Ｐ
ｓ（Ｘ２−１　（ｆｌＹ）　＝　　（Ｘ？　ｆ＋）Ｙ）
　（５Ｘ２−Ｐａ１（Ｘｋ−３ｅＪＹ）　＝　　（Ｘｋ
（ａＹ）　（−？）　ｘｋ−Ｐｇ（Ｘ、ＩＳｅ？）Ｙ）
　＝　（Ｘ、（ａＹ）　＜ＨＸ、、。

解 （■■Ｙ）　　　（Ｑ （Ｘｌ−、［有］Ｙ）■ （Ｘ２１■Ｙ）［有］ 読 ３ （Ｉ■Ｙ）＝Ｉ （ＸＩ■Ｙ）　＝　Ｘｘ−Ｐａ （Ｘｌ（±）Ｙ）　＝　　Ｘ２−Ｐｓ （Ｘｋ−ｓ　”、）Ｙ）’；ｔ）　　（Ｙｋ■Ｙ）””
　　ｘｋ−Ｐａ次に第１１図と第１２図を参照する。そ
れらの図には、任意のブロック寸法に対して、θ、零語
、以外の固定語を用いて暗号化と解読を行う装置の・ブ
ロック図が示されている。この暗号化または解読を行う
手続きは前記したのとほぼ同じであシ、固定語モジュー
ル２を加える過程は、暗号化過程では最後の過程であり
、解読過程では最初の過程である。

例が第１３図と第１４図に示されている。この場合には
、０００はもはや固定された状態を維持せず、００１へ
変換される。今は１００はそれ自身へ変換され、したが
ってこの場合には固定された状態になる。

固定語加算器はｎビット語のいずれか、または全てを、
ユーザーにより選択された順序で順次加え合わせること
ができる。

再び第８図を参照する。この図には、これまで説明して
きた暗号化技術と解読技術に従って暗号化を行う装置の
一実施例のブロック図が示されている。図示のように、
平文データ２０の任意の値、０００を除く、がアドレス
としてメモリ２２へ供給される。平文データ値に対する
オーダーデータ、すなわち、第４図（および第５図と第
１０図）の順序づけられた右側の列中の平文データ値の
、２進数で表された、位置、が種々のメモリアドレスに
記憶される。この位置はメモリ２２の出力として、加算
器２４と２６の組合わせとして示されている加算器へ供
給される。それらの加算器は、桁送シプログラマ２Ｂに
より制御されて、メモリの出力を桁送シの値Ｐへ加え合
わせるために結合される。この加算はモジュール２加算
ではなく、通常の２進加算である。ただし、最上位ビッ
トからの桁上げが最下位ビット中の桁上げに結合される
ことを除く。したがって、この加算器結果００１を、１
０００または単に０００ではなくて、１１１よシ大きい
和１として供給する。よって、加算器の出力は、オーダ
ーデータ列中を量Ｐａだけ桁送りされる新しい３ビツト
２進数であることがわかる。この新しい位置は次にメモ
リ３０のためのアドレスとして用いられる。そのメモリ
は、第４図の列２における値に対応する３ビツト２進数
、または第３図における対応する平文データ値を、それ
の出力として供給する。したがって、たとえば、平文デ
ータ値が０１０であるとすると、メモリＩへのアドレス
としてのその値は列中の００１のその値の場所を供給す
る。桁送シブログ２ムがＳ＝６を選択するとすると、Ｐ
ｓ＝２であって、列３は列２から２位置だけ、または量
０１０だけ下方へ桁送りされる。平文データ値０１０に
隣接する３ビツト２進数は第５図におけるように１００
である。平文データ０１０に対するこの加え合わされた
モジュール２は、第５図に示されている値に対応する暗
号化された値１１０を供給する。しかし、平文テキスト
データ値がＯＯＯであるとすると、メモＩＪ　Ｉへのア
ドレスとしてのその値は列中にＯＯＯの値の場所を供給
する。それは桁送りされず、メモリ３０内のオーダーデ
ータとして不変のままにされる。したがって自分自身へ
加えられたｏｏｏＦｉ固定されたままである。

第５図の列２の基本的なオーダーデータと比較した第５
図の列３の数列の下方への桁送りｐｈ、それに相補的な
上方桁送りにもちろん対応する。

したがって、ｎビットブロックに対しては、下方桁送り
Ｐは上方桁送りｍ−Ｐａに等しい。３ビツトブロツクに
対しては、可能な桁送シの全ての値が、Ｏの第２の列と
７の第２の列およびそれの倍数の第２の列に関する第１
の列の桁送シを除き、希望の１対１の写ｇ１１を行い、
し、たがって桁送シにより、第１の列の対応する行と同
じ各行を有するマトリックス中の第２の列を供給し、そ
れ自身のモジュール２へ加え合わされる任意の数が零で
ある。したがって、７またはそれの倍数の桁送りに対し
ては、暗号化目的でなければ、全ての平文データ値が０
００へ写像する。しかし、一般Ｋ、３ビツトよシ大きい
ｎビットブロックに対しては、零と、ｍの整数倍以外の
全ての桁送シは希望の結果をもたらし、したがって本発
明に従ってそれらの桁送シは使用できる。

第７図に従って解読する装置のブロック図が第９図に示
されている。ハードウェアの点からは、このブロック図
は第８図に示されている暗号化装置のブロック図と全く
同じである。ただ、解読は、桁送りＳを暗号化のための
与えられた桁送りｐのために応用できる点だけが異なる
。先に述べた例におけるように、暗号化のための２の桁
送シＰのためＫ、桁送シロは、第８図と第９図の表に示
すように、適切な解読！’！ｉ−行う。暗号化ハードウ
ェアと解読ハードウェアは、解読で平文データを正しく
回復するために関連する桁送りを使用せねば壜ら危い。

もつとも、応用できる桁送りは、暗号解読を、はぼ不可
能ではなくとも、非常に困難にするために応用可能な桁
送シを両端で頻繁に変えることができる。

固定された数をモジュロ２で第５図の任意の列対へ加え
るとすると、更に１対１の変換が行われる結果となる。

たとえば、第１θ図において、固定された数００１が第
５図の第１の列と第２の列へモジュロ２で加えられてい
る。いま、０１０が平文テキスト語として暗号化された
語１１１へ写像し、第８図に示す例では０１０が１１０
へ写像される。

固定語の加算器を用いて暗号化するための装置のブロッ
ク図の例が第１３図に示されている。この図は、固定語
（例では００１　）を、第１の列の０１０と同じ第２の
列の行中の値に対応するメモリ３０の出力へ加えるため
Ｋ、固定語加算器３２が含まれていることを除き、第８
図と同じである。

したがって、固定語加算器は固定語（この例では００１
）を列２の値へ単に加え、その後で平文テキスト語をモ
ジュロ２でそれに加えて、暗号化されたデータを得る。

また、例のために、平文データ０１０をメモリ２２への
アドレスとして用いると、メモリの出力は００１である
。第８図の例におけるのと同じ桁送やを用いると、０１
０、Ｐｇ＝２が００１へ加えられて、メモリ３０ヘアド
レス０１１を供給する。この結果としてメモリ３０から
出力１００が生じ、その出力へ固定語加算器が固定語０
０１をモジュロ２で加えて１０１を生ずる。これをモジ
ュロ２で平文テキスト語０１０へ加えると、第１０図に
示すように暗号化された語１１１が得られる。

第１３図の暗号装置のブロック図に対応する解読装置の
ブロック図が第１４図に示されている。

この図かられかるように、暗号化されたデータがメモリ
２２へ加えられる前に、固定語加算器が固定語をそのデ
ータへモジュロ２で加えることを除き、第１４図は第１
３図と同じである（もつとも、解読のための桁送りは暗
号化のための桁送シと再び異なる）。そのモジュロ２加
算は、本質的には固定語の第２のモジュロ２加算である
。というのは、暗号化された語を得るために、固定語の
第１のモジュロ２加算が第１１図において行われている
からである。したがって、同じ語の第２のモジュロ２加
算は第１のモジュロ２加算を実際に打消すから、第１２
図における暗号化されたデータに固定語がモジュロ２で
加算された後は、そのモジュロ２加算の結果を解読のた
めに第１０図の方程式で使用できる。したがって、たと
えば、第１３図に示す例の暗号化された語１１１ｔ−用
いると、１１１（う０１１＝１１０が第１４図のメモリ
２２へのアドレスとなる。これによってメモリの出力１
００が与えられる。その出力へ８＝６すなわち１１０の
値が加えられる。１００＋１１０＝１０１０＝＞１１１
循環。辷れによってメモリ３０ヘアドレス０１１が与え
られ、またはそのメモリの出力１００が与えられる。そ
の出力へ、メモリ２へのアドレスである１１０がモジュ
ロ２で加えられて、平文テ中ストデータ０１０を回復す
る。更に、第１３図と第１４図の固定語加算器は固定語
００１を用いているが、他の任意の３ビツト固定語を使
用でき、またはそのために、桁送シの変化から別々に、
またはその変化と一緒に、固定語を始終変えることがで
き、固定語０００は装置の動作を第８図と９図のそれへ
ほぼ縮減する。

第６図、第７図、第１１図および第１２図を参照して説
明した方法は、プログラムで制御されるマイクロプロセ
ッサ金基にした装置で容易に実施できる。あるいは、メ
モリをルックアップテーブルとして用いられる読出し専
用メモリで容易に予めプログラムでき、暗号装置と解読
装置の少くとも主な部品、高速の個別部品か、特注の集
積回路で実現できるように、加算器とモジュロ２加算器
は通常の加算器回路で容易に構成できる。桁送りの希望
回数、桁送シオーダーが自身で変えられる範囲等に応じ
て、桁送シブログラムも６穆の態様をとることができる
。希望に応じてシフトレジスタによシ実現することを含
めて、マイクロプロセッサを基にした集積回路、または
その他の実現を容易に応用できる。

添付の付碌においては、ここで説明した変換が更に解析
され、それの峙性と特徴が述べられている。

【図面の簡単な説明】

第１図は３ビツト２進数の１つの集合を、モジュロ２加
算によシ、２進数の別の集合へ変換する多数−１変換の
手法を示し、第２図は３ビツト２進数の１つの集合を、
モジュロ２加算により、２進数の別の集合へ変換する１
対１変換の手法を示し、第３図は第１の方程式を除き、
第１の列中０３桁の数先行する行の第２の列中の３桁の
数と同じにして、第１の方程式を除き、いまは各列は、
スタート位置は異なるが、同じ順序である、順序を変え
られた第２図の変換方程式を示し、第４図は、第２の列
に対して第１の列と第３の列が下方へそれぞれ６位置と
２位置だけ移動させられ、第１の方程式を除いて、各列
はスタート位置は異なるが同じ順序のままである、第３
図に対応する図、第５図は暗号化目的のために十と＝の
記号を交換した第４図に対応する図、第６図はデータを
暗号化する装置のブロック図、第７図は第６図の暗号装
置によシ暗号化されたデータを解読する装置のブロック
図、第８図は第６図の装置を用いる暗号化の例を示し、
第９図は第７図の装置を用いる解読の例を示し、第１０
図は、ある固定語を第４図の特定の列に加え、第１の方
程式を除いてそれらの特定の列が、スタート位置は異な
るが、同じ順序である、第４図に示されている方程式の
集合に対応する方程式の集合を示し、第１１図は第１０
図に示されているような変換方程式の集合に従ってデー
タを暗号化するための装置のブロック図、第１２図は第
１１図に示されている装置により暗号化されたデータを
解読する装置のブロック図、第１３図は第１１図に示さ
れている装置を用いる暗号化の例を示し、第１４図は第
１２図に示されている装置を用いる解読の例を示す。 ２２．３０・・・・メモリ、２４，２６，３２・・・−
加算器、２８・・・φシフトレジスタ。

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. （１）ｎビット２進数の２個の独特の平文テキストブロ
   ックの任意の１つをｎビット２進数の関連する独特の暗
   号化されたブロックで置換することによる暗号のブロッ
   ク置換法において、 （ａ）２個のｎビット２進数の独特の１つを有する２個
   の平文テキストブロックの１つのモジユロ２加算をおの
   おの表す２個の方程式の第１のマトリックスを見出して
   、関連する独特の暗号化されたｎビットブロックを得る
   ことにより、２個の方程式により定められる１対１の写
   像によつて任意の平文テキストブロックを関連する暗号
   化されたブロツクへ変換できる過程と、 （ｂ）暗号化すべき各平文テキストブロックに対して、
   それに関連する２個のｎビット数のうちの独特の１つを
   、２個の方程式の最初のマトリックスの関連する方程式
   に従つて、モジユロ２でそのブロツクへ加えて、暗号化
   されたブロックを得る過程と、 を備えるブロック置換法。