JPH0326578B2 - - Google Patents
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- JPH0326578B2 JPH0326578B2 JP58034478A JP3447883A JPH0326578B2 JP H0326578 B2 JPH0326578 B2 JP H0326578B2 JP 58034478 A JP58034478 A JP 58034478A JP 3447883 A JP3447883 A JP 3447883A JP H0326578 B2 JPH0326578 B2 JP H0326578B2
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- 238000000034 method Methods 0.000 description 8
- 230000009897 systematic effect Effects 0.000 description 8
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Classifications
-
- H—ELECTRICITY
- H03—ELECTRONIC CIRCUITRY
- H03M—CODING; DECODING; CODE CONVERSION IN GENERAL
- H03M13/00—Coding, decoding or code conversion, for error detection or error correction; Coding theory basic assumptions; Coding bounds; Error probability evaluation methods; Channel models; Simulation or testing of codes
- H03M13/29—Coding, decoding or code conversion, for error detection or error correction; Coding theory basic assumptions; Coding bounds; Error probability evaluation methods; Channel models; Simulation or testing of codes combining two or more codes or code structures, e.g. product codes, generalised product codes, concatenated codes, inner and outer codes
Landscapes
- Physics & Mathematics (AREA)
- Probability & Statistics with Applications (AREA)
- Engineering & Computer Science (AREA)
- Theoretical Computer Science (AREA)
- Error Detection And Correction (AREA)
Description
（技術分野）
本発明は、容易に暗号化、復号化が行なえる誤
り訂正符号及びその構成に関するものである。 （背景技術） 従来の暗号化方式（DES方式、RSA方式）は、
誤り訂正符号化と独立に構成されており、転字と
換字を組み合わせた処理（DES）、演算により得
た剰余（RSA）を暗号の鍵として、生データを
直接暗号化している。従つて、暗号化に加えて誤
り訂正符号化が必要であり、また生データと同等
の長さ（bit数）を持つ鍵が必要であるので、処
理時間の短縮化及びハードウエアの小型化に障害
を持つ欠点があつた。 （発明の課題） 本発明は、(1)誤り訂正符号化と同時に行なう暗
号化及び(2)生データを直接処理しない容易な暗号
化と復号化を特徴とし、その目的は、処理時間の
短縮化、ハードウエアの小型化であり、以下詳細
に説明する。 （発明の構成および作用） 本発明の誤り訂正符号方式は、１次元パリテイ
検査点や、２次元パリテイ検査点の位置の組合せ
に十分な自由度があることに着目してなされたも
のであり、 符号の２次元配列について２方向に検査方向を
取り、 前記各検査方向の各検査線について１ビツト以
上を対応させて前記２次元配列の中に検査点を設
定し、 前記２次元配列の他のビツト位置に送出すべき
情報を組み込ものにおいて、 前記２次元配列における前記検査点の位置につ
いての組み合わせを暗号化の鍵とし、 当該鍵を変更可能に設定するようにしたことを
特徴とするものである。 （実施例） 第１図は本発明の第１の実施例であつて１は組
織符号、２は伝送方向、３は検査方向Ｈ、４は検
査方向Ｖ、５はＨ検査線、６はＶ検査線、７は検
査点、８は情報点である。 組織符号１は、伝送方向２に沿つて順次伝送す
る２次元の符号配列（ｍ×ｎ）である。検査方向
は、２次元平面の取り得る４方向の内、伝送方向
と異なる２方向（Ｈ，Ｖ）３，４に選択する。ｍ
又はｎ〔bit〕で構成される（ｍ＋ｎ）本の各検査
線（Ｈ検査線５、Ｖ検査線６）の中に１〔bit〕の
パリテイ検査情報を組み込む。このとき全体で
（ｍ＋ｎ）個の検査点７が、２次元符号配列の内
部に含まれる。送信する情報は、情報点８に組み
込む。 第２図は、Ｈ検査線とＶ検査線上にある検査点
と情報点を示したものであり、２方向の各検査方
向の各検査方向に対応して重複しないで１ビツト
の検査点を設けた例を示している。 これらのパリテイ検査方程式は、各検査上で I1＋I2＋…＋Io-c＋CH＝０（mod2） ［Ｈ検査線］(1) I1＋I2＋…＋In-c＋CV＝０（mod2） 〔Ｖ検査線〕(2) となる。ここにCH，CV：検査点、Ｉ：情報点、
Ｃ：検査点数。従つて各検査点は、検査点に交差
する２本の検査線の内、１本の検査線上の情報点
だけについてパリテイ検査条件を満たす。１次元
パリテイ検査点となる。 検査点が符号配列内部に組込まれたことによ
り、受信側で検査点と情報点を区別することが必
要である。この区別のために、符号配列内部に組
込まれた検査点の位置が、情報として必要にな
る。即ち、本発明では、このような検査点の位置
についての情報を積極的に利用して暗号化を行な
うものであり、検査点の位置の組み合わせを所定
の条件に従つて設定すると共に、暗号化の鍵とす
る。鍵の個数は２次元配列上で取り得る検査点の
位置の組み合わせの数に等しい。 ここで鍵の個数について詳細する。簡単にする
ため各検査線に存在する検査点を、それぞれ２個
に限定する。このとき符号配列は、正方形符号配
列となる。 第３図は、正方形符号配列の一例を座標系を用
いて表わしたものである。始めに検査点CHを、
座標平面上にｎ個選択する。選択した１個のCH
と交差するＨ検査線５、Ｖ検査線６上には、新た
にCHを設定することができない。したがつて、
取り得る交点の組合せの数CCHは(3)式になる。 CCH＝o πi=1 （ｎ−ｉ＋１）2／ｎ！ ＝（ｎ！）2／ｎ！＝ｎ！ (3) 次に検査点CVを、ｎ個選択する。CVの取り得
る組合せの数は、CHの位置により変化するので、
正確に定式化できない。ここでは、CVとして設
定できる交点の数が一率に減少するものとして、
(4)式で近似する。 CCV o πi=1 ｛（ｎ−１）−ｉ＋１｝＝（ｎ−１）！ (4) 故に、鍵の総数CKは、 CK＝CCH・CCVｎ！（ｎ−１）！ (5) となる。いくつかの組織部号の例について、CK
を求めたものを表１に示す。
り訂正符号及びその構成に関するものである。 （背景技術） 従来の暗号化方式（DES方式、RSA方式）は、
誤り訂正符号化と独立に構成されており、転字と
換字を組み合わせた処理（DES）、演算により得
た剰余（RSA）を暗号の鍵として、生データを
直接暗号化している。従つて、暗号化に加えて誤
り訂正符号化が必要であり、また生データと同等
の長さ（bit数）を持つ鍵が必要であるので、処
理時間の短縮化及びハードウエアの小型化に障害
を持つ欠点があつた。 （発明の課題） 本発明は、(1)誤り訂正符号化と同時に行なう暗
号化及び(2)生データを直接処理しない容易な暗号
化と復号化を特徴とし、その目的は、処理時間の
短縮化、ハードウエアの小型化であり、以下詳細
に説明する。 （発明の構成および作用） 本発明の誤り訂正符号方式は、１次元パリテイ
検査点や、２次元パリテイ検査点の位置の組合せ
に十分な自由度があることに着目してなされたも
のであり、 符号の２次元配列について２方向に検査方向を
取り、 前記各検査方向の各検査線について１ビツト以
上を対応させて前記２次元配列の中に検査点を設
定し、 前記２次元配列の他のビツト位置に送出すべき
情報を組み込ものにおいて、 前記２次元配列における前記検査点の位置につ
いての組み合わせを暗号化の鍵とし、 当該鍵を変更可能に設定するようにしたことを
特徴とするものである。 （実施例） 第１図は本発明の第１の実施例であつて１は組
織符号、２は伝送方向、３は検査方向Ｈ、４は検
査方向Ｖ、５はＨ検査線、６はＶ検査線、７は検
査点、８は情報点である。 組織符号１は、伝送方向２に沿つて順次伝送す
る２次元の符号配列（ｍ×ｎ）である。検査方向
は、２次元平面の取り得る４方向の内、伝送方向
と異なる２方向（Ｈ，Ｖ）３，４に選択する。ｍ
又はｎ〔bit〕で構成される（ｍ＋ｎ）本の各検査
線（Ｈ検査線５、Ｖ検査線６）の中に１〔bit〕の
パリテイ検査情報を組み込む。このとき全体で
（ｍ＋ｎ）個の検査点７が、２次元符号配列の内
部に含まれる。送信する情報は、情報点８に組み
込む。 第２図は、Ｈ検査線とＶ検査線上にある検査点
と情報点を示したものであり、２方向の各検査方
向の各検査方向に対応して重複しないで１ビツト
の検査点を設けた例を示している。 これらのパリテイ検査方程式は、各検査上で I1＋I2＋…＋Io-c＋CH＝０（mod2） ［Ｈ検査線］(1) I1＋I2＋…＋In-c＋CV＝０（mod2） 〔Ｖ検査線〕(2) となる。ここにCH，CV：検査点、Ｉ：情報点、
Ｃ：検査点数。従つて各検査点は、検査点に交差
する２本の検査線の内、１本の検査線上の情報点
だけについてパリテイ検査条件を満たす。１次元
パリテイ検査点となる。 検査点が符号配列内部に組込まれたことによ
り、受信側で検査点と情報点を区別することが必
要である。この区別のために、符号配列内部に組
込まれた検査点の位置が、情報として必要にな
る。即ち、本発明では、このような検査点の位置
についての情報を積極的に利用して暗号化を行な
うものであり、検査点の位置の組み合わせを所定
の条件に従つて設定すると共に、暗号化の鍵とす
る。鍵の個数は２次元配列上で取り得る検査点の
位置の組み合わせの数に等しい。 ここで鍵の個数について詳細する。簡単にする
ため各検査線に存在する検査点を、それぞれ２個
に限定する。このとき符号配列は、正方形符号配
列となる。 第３図は、正方形符号配列の一例を座標系を用
いて表わしたものである。始めに検査点CHを、
座標平面上にｎ個選択する。選択した１個のCH
と交差するＨ検査線５、Ｖ検査線６上には、新た
にCHを設定することができない。したがつて、
取り得る交点の組合せの数CCHは(3)式になる。 CCH＝o πi=1 （ｎ−ｉ＋１）2／ｎ！ ＝（ｎ！）2／ｎ！＝ｎ！ (3) 次に検査点CVを、ｎ個選択する。CVの取り得
る組合せの数は、CHの位置により変化するので、
正確に定式化できない。ここでは、CVとして設
定できる交点の数が一率に減少するものとして、
(4)式で近似する。 CCV o πi=1 ｛（ｎ−１）−ｉ＋１｝＝（ｎ−１）！ (4) 故に、鍵の総数CKは、 CK＝CCH・CCVｎ！（ｎ−１）！ (5) となる。いくつかの組織部号の例について、CK
を求めたものを表１に示す。
【表】
ここに、Ｎ＝n2：符号長、ｋ＝Ｎ−2n：情報点
数。 符号配列内部に組込まれた検査点は、検査点に
交差する２本の検査線の内、１本の検査線上にあ
る１個の誤りを検出する。このため、受信した検
査点から得られるシンドロームにより、組織符号
に生起した１個の誤りを検出、訂正できる。故に
この組織符号は、単一誤り訂正符号である。 以上説明したように、第１の実施例では、誤り
訂正符号化と同時に暗号化を行なつているので、
従来の暗号化方式（DES方式、RSA方式）に比
較して、暗号化が容易である。また生データに直
接処理を施していないので、暗号化、復号化に必
要な電子処理装置の小型化、処理時間の短縮化を
計ることができる。 また、任意の符号長で組織符号を構成できる。 第１の実施例は２次元符号配列の内部に、１次
元パリテイ検査点を組み込んだ組織符号を説明し
たが、第４図のごとく正方形符号配列を構成すれ
ば、２次元パリテイ検査点を組み込むことができ
る。以下これについて詳述する。また２次パリテ
イ検査点とは、検査点と交差する２本の検差線
（Ｈ、Ｓ）について、各パリテイ検査条件を同時
に満たす検査点である。 第５図は、１個の検査点とそれに交差する２本
の検査線（Ｈ検査線５、Ｓ検査線１１）である。
２本の検査線上にある全ての情報点に、任意の情
報が組み込まれたとする。このとき各検査線上で
情報点のみを法２で加算した結果を〔Ｈ、Ｓ〕と
して表わすと、次の４通り〔０、０〕、〔０、１〕、
〔１、０〕、〔１、１〕が考えられる。これら４通
り、即ち２〔bit〕の情報に対して、１〔bit〕の情
報を持つ検査点を２個用意し、考えられる４通り
の結果〔０、０〕、〔０、１〕、〔１、０〕、〔１、
１〕に対応させることにする。ここで第５図にあ
る検査点７がＨ検査線５において、パリテイ検査
条件を満たし、Ｓ検査線１１でパリテイ検査条件
を満たしていないとする。このときＳ検査線上に
更に１個の検査点を配置すれば、検査点７はＳ検
差線上でパリテイ検査条件を満たすことができ
る。また逆に検査点７がＳ検査線上でパリテイ検
査条件を満たし、Ｈ検査線上で満たしていない場
合、Ｈ検査線上で更に１個の検査点を配置すれ
ば、検査点７はＨ検査線上でもパリテイ検査条件
を満たすことができる。従つて検査点７が２次元
パリテイ検査点であるためには、それと交差する
２本の検査線上で、更に１個の検査点が最低必要
となる。また同時に検査点７の他に配置した検査
点についても、同様である。このため、各検査線
において２個の検査点CH，CSを持つ。 正方形符号配列の場合、２種類の検査線（Ｈ検
査線、Ｓ検査線）の本数が互いにｎ本で等しいの
で、CHとCSを各１個ずつ各検査線に配置できる。
従つて、検査点を２次元パリテイ検査点にでき
る。 各検査点に対し次の手順で、その値を与える。 最初に各検査線において、情報点のみの暫定検
査符号を、 Ｐ＝I1＋I2＋……＋Io-2（mod2） (6) で与える。 各検査線において２個の検査点CH，CSを持つ
ので、それらのパリテイ検査方程式は、(7)式とな
る。 I1＋I2＋……＋Io-2＋CH ＋CS＝０（mod2） (7) 最初に任意の１本のＨ検査線にあるCH1をその
検査線上で求めたPHで設定する。次にCH1と交差
するＳ検査線上にあるCS1が(2)式のCHの先にCH1を
代入し、このＳ検査線上で求めたPS＝I1＋I2＋…
…＋Io-2（mod2）を(2)式に代入することにより、
定まる。これを第３図に示す。この手順を繰り返
し、検査符号を与える。 検査点が定まつた順に配列したものを検査系列
１２とする。一般に2n個の検査点に対して、１
本の検査系列のほか、複数の独立した検査系列が
存在する。 情報点の符号が１個変化したとき、その情報点
に交差する２本の検査線において、それぞれ１
個、計２個の暫定検査符号が変化する。ここで検
査系列が１本ならば、任意の数の情報点の変化に
対し、検査系列内で常に偶数個の暫定検査符号が
変化する。したがつて、任意の始点から法２で加
算して決定した検査符号は、最後に始点で設定し
た検査符号と一致する。このとき、始点となつた
検査点と交差する２本の検査線が、同時に満たさ
れたことになるので、2n個のパリテイ検査方程
式は、全て満たされる。 第２の実施例は、第１の実施例と同様に誤り訂
正符号であり、また符号配列内部に組み込まれた
検査点の位置を鍵として、暗号化されている。 第７図は、本発明の暗号化の説明のために、あ
る鍵を用いて符号化した第４図に示す７×７の場
合についての組織符号の配列を示す図である。 送信者が用いる鍵は、予め定めた方法、例えば
予め日付、時間等によつて異なるように設定され
る。正当な受信者は、送信者において設定した前
記鍵が与えられ、この鍵を用いて暗号化されてい
る受信２次元配列について解読を行なうことによ
り、正しい情報点の系列を得ることができる。 一方、このような鍵を持たない即ち不当な受信
者は、前記鍵が与えられていないので、正しい情
報点の系列を得ようとするならば、受信した２次
元配列について前述の第１表に記載する数だけ存
在する鍵の全てについて復号化を行ない、その結
果を評価する処理を行なわなければならない。 しかし、本発明における鍵の数は、組織符号の
大きさ（ｎ×ｎ）が増加するに従つて著しく増加
する。従つて、前述の第１表に記載する数だけ存
在する鍵の全てについて復号化を行なう作業は、
膨大なものとなり、正しい情報点の解読を事実上
で不可能なものにする。 （発明の効果） 本発明は、符号構成が簡単であり、暗号化及び
復号化に複雑な演算処理を必要としないので、処
理時間の短縮化、処理装置の小型化が計れる利点
があり、機密保持が要求され、かつ高速復号性、
小型化が必要とされるデイジタル情報伝送の端末
周辺に利用することができる。
数。 符号配列内部に組込まれた検査点は、検査点に
交差する２本の検査線の内、１本の検査線上にあ
る１個の誤りを検出する。このため、受信した検
査点から得られるシンドロームにより、組織符号
に生起した１個の誤りを検出、訂正できる。故に
この組織符号は、単一誤り訂正符号である。 以上説明したように、第１の実施例では、誤り
訂正符号化と同時に暗号化を行なつているので、
従来の暗号化方式（DES方式、RSA方式）に比
較して、暗号化が容易である。また生データに直
接処理を施していないので、暗号化、復号化に必
要な電子処理装置の小型化、処理時間の短縮化を
計ることができる。 また、任意の符号長で組織符号を構成できる。 第１の実施例は２次元符号配列の内部に、１次
元パリテイ検査点を組み込んだ組織符号を説明し
たが、第４図のごとく正方形符号配列を構成すれ
ば、２次元パリテイ検査点を組み込むことができ
る。以下これについて詳述する。また２次パリテ
イ検査点とは、検査点と交差する２本の検差線
（Ｈ、Ｓ）について、各パリテイ検査条件を同時
に満たす検査点である。 第５図は、１個の検査点とそれに交差する２本
の検査線（Ｈ検査線５、Ｓ検査線１１）である。
２本の検査線上にある全ての情報点に、任意の情
報が組み込まれたとする。このとき各検査線上で
情報点のみを法２で加算した結果を〔Ｈ、Ｓ〕と
して表わすと、次の４通り〔０、０〕、〔０、１〕、
〔１、０〕、〔１、１〕が考えられる。これら４通
り、即ち２〔bit〕の情報に対して、１〔bit〕の情
報を持つ検査点を２個用意し、考えられる４通り
の結果〔０、０〕、〔０、１〕、〔１、０〕、〔１、
１〕に対応させることにする。ここで第５図にあ
る検査点７がＨ検査線５において、パリテイ検査
条件を満たし、Ｓ検査線１１でパリテイ検査条件
を満たしていないとする。このときＳ検査線上に
更に１個の検査点を配置すれば、検査点７はＳ検
差線上でパリテイ検査条件を満たすことができ
る。また逆に検査点７がＳ検査線上でパリテイ検
査条件を満たし、Ｈ検査線上で満たしていない場
合、Ｈ検査線上で更に１個の検査点を配置すれ
ば、検査点７はＨ検査線上でもパリテイ検査条件
を満たすことができる。従つて検査点７が２次元
パリテイ検査点であるためには、それと交差する
２本の検査線上で、更に１個の検査点が最低必要
となる。また同時に検査点７の他に配置した検査
点についても、同様である。このため、各検査線
において２個の検査点CH，CSを持つ。 正方形符号配列の場合、２種類の検査線（Ｈ検
査線、Ｓ検査線）の本数が互いにｎ本で等しいの
で、CHとCSを各１個ずつ各検査線に配置できる。
従つて、検査点を２次元パリテイ検査点にでき
る。 各検査点に対し次の手順で、その値を与える。 最初に各検査線において、情報点のみの暫定検
査符号を、 Ｐ＝I1＋I2＋……＋Io-2（mod2） (6) で与える。 各検査線において２個の検査点CH，CSを持つ
ので、それらのパリテイ検査方程式は、(7)式とな
る。 I1＋I2＋……＋Io-2＋CH ＋CS＝０（mod2） (7) 最初に任意の１本のＨ検査線にあるCH1をその
検査線上で求めたPHで設定する。次にCH1と交差
するＳ検査線上にあるCS1が(2)式のCHの先にCH1を
代入し、このＳ検査線上で求めたPS＝I1＋I2＋…
…＋Io-2（mod2）を(2)式に代入することにより、
定まる。これを第３図に示す。この手順を繰り返
し、検査符号を与える。 検査点が定まつた順に配列したものを検査系列
１２とする。一般に2n個の検査点に対して、１
本の検査系列のほか、複数の独立した検査系列が
存在する。 情報点の符号が１個変化したとき、その情報点
に交差する２本の検査線において、それぞれ１
個、計２個の暫定検査符号が変化する。ここで検
査系列が１本ならば、任意の数の情報点の変化に
対し、検査系列内で常に偶数個の暫定検査符号が
変化する。したがつて、任意の始点から法２で加
算して決定した検査符号は、最後に始点で設定し
た検査符号と一致する。このとき、始点となつた
検査点と交差する２本の検査線が、同時に満たさ
れたことになるので、2n個のパリテイ検査方程
式は、全て満たされる。 第２の実施例は、第１の実施例と同様に誤り訂
正符号であり、また符号配列内部に組み込まれた
検査点の位置を鍵として、暗号化されている。 第７図は、本発明の暗号化の説明のために、あ
る鍵を用いて符号化した第４図に示す７×７の場
合についての組織符号の配列を示す図である。 送信者が用いる鍵は、予め定めた方法、例えば
予め日付、時間等によつて異なるように設定され
る。正当な受信者は、送信者において設定した前
記鍵が与えられ、この鍵を用いて暗号化されてい
る受信２次元配列について解読を行なうことによ
り、正しい情報点の系列を得ることができる。 一方、このような鍵を持たない即ち不当な受信
者は、前記鍵が与えられていないので、正しい情
報点の系列を得ようとするならば、受信した２次
元配列について前述の第１表に記載する数だけ存
在する鍵の全てについて復号化を行ない、その結
果を評価する処理を行なわなければならない。 しかし、本発明における鍵の数は、組織符号の
大きさ（ｎ×ｎ）が増加するに従つて著しく増加
する。従つて、前述の第１表に記載する数だけ存
在する鍵の全てについて復号化を行なう作業は、
膨大なものとなり、正しい情報点の解読を事実上
で不可能なものにする。 （発明の効果） 本発明は、符号構成が簡単であり、暗号化及び
復号化に複雑な演算処理を必要としないので、処
理時間の短縮化、処理装置の小型化が計れる利点
があり、機密保持が要求され、かつ高速復号性、
小型化が必要とされるデイジタル情報伝送の端末
周辺に利用することができる。
第１図は本発明の一実施例の組織符号、第２図
は検査点と情報点、第３図は検査点の配置、第４
図は他の実施例の組織符号、第５図は１個の検査
点とそれに交差する２本の検査線、第６図は検査
点と検査系列の説明図、第７図は第４図に示す７
×７の組織符号の配列を示す図である。 １……組織符号（６×７）、２……伝送方向、
３……検査方向Ｈ、４……検査方向Ｖ、５……Ｈ
検査線、６……Ｖ検査線、７……検査点、８……
情報点、９……組織符号（７×７）、１０……検
査方向Ｓ、１１……Ｓ検査線、１２……検査系
列。
は検査点と情報点、第３図は検査点の配置、第４
図は他の実施例の組織符号、第５図は１個の検査
点とそれに交差する２本の検査線、第６図は検査
点と検査系列の説明図、第７図は第４図に示す７
×７の組織符号の配列を示す図である。 １……組織符号（６×７）、２……伝送方向、
３……検査方向Ｈ、４……検査方向Ｖ、５……Ｈ
検査線、６……Ｖ検査線、７……検査点、８……
情報点、９……組織符号（７×７）、１０……検
査方向Ｓ、１１……Ｓ検査線、１２……検査系
列。
Claims (1)
- 【特許請求の範囲】 １ 符号の２次元配列について２方向に検査方向
を取り、 前記各検査方向の各検査線について１ビツト以
上を対応させて前記２次元配列の中に検査点を設
定し、 前記２次元配列の他のビツト位置に送出すべき
情報を組み込んだ誤り訂正符号方式において、 前記２次元配列における前記検査点の位置につ
いて組み合わせを暗号化の鍵とし、 当該鍵を変更可能に設定するようにしたことを
特徴とする誤り訂正符号方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP58034478A JPS59161152A (ja) | 1983-03-04 | 1983-03-04 | 誤り訂正符号方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP58034478A JPS59161152A (ja) | 1983-03-04 | 1983-03-04 | 誤り訂正符号方式 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS59161152A JPS59161152A (ja) | 1984-09-11 |
| JPH0326578B2 true JPH0326578B2 (ja) | 1991-04-11 |
Family
ID=12415354
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP58034478A Granted JPS59161152A (ja) | 1983-03-04 | 1983-03-04 | 誤り訂正符号方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS59161152A (ja) |
Families Citing this family (1)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US7080255B1 (en) | 1999-05-19 | 2006-07-18 | Murata Kikai Kabushiki Kaisha | Secret key generation method, encryption method, and cryptographic communications method and system |
-
1983
- 1983-03-04 JP JP58034478A patent/JPS59161152A/ja active Granted
Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| JPS59161152A (ja) | 1984-09-11 |
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