JPH05501925A

JPH05501925A - 暗号化システム

Info

Publication number: JPH05501925A
Application number: JP2510353A
Authority: JP
Inventors: ウッド，マイケル，シー
Original assignee: クリプテック・インク
Priority date: 1989-08-17
Filing date: 1990-03-14
Publication date: 1993-04-08
Anticipated expiration: 2016-07-16
Also published as: CA2064769A1; EP0489742A4; AU635466B2; ATE160476T1; DE69031736D1; EP0489742A1; WO1991003113A1; US5003596A; JP3188940B2; EP0489742B1; AU6043190A; DE69031736T2; CA2064769C

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】１、発明の分野この発明は暗号法、より具体的には記憶ないし伝送されたデータを解読攻撃から保護するためのシステムに関する。

２゜従来技術の説明秘密または機密性の情報を理解可能な形から理解不能な形に変換するための種々の暗号システムの使用が確立されている。情報またはデータの理解可能な形は「平文」と呼ばれ、理解不能な形は「暗号文」と呼ばれる。平文から暗号文への変換プロセスは「暗号化」または「暗号変換」と呼ばれ、逆のプロセスは「復号化ｊまたは「復号変換」と呼ばれる。はとんどの暗号システムは、キーと呼ばれる秘密値を利用する。暗号化および復号化は、アルゴリズムとキーが判っていれば簡単だか、復号化は、正しいキーを使用しなければ実際上不可能であるへきである。キーが判らずに暗号文を解読するための、アルゴリズムの設計者が想像しない近道の方法を見つけようとするプロセスは、「暗号解読Ｊと呼ばれる。

暗号法の歴史は長く、そのルーツは少なくとも、平文中の各文字かアルファベット中３つ後の文字に換えられる換字式暗号を採用したシュリアス・シーザーの時代にさかのぼる。このように、シュリアス・シーザーは第３番を秘密のキーとして使用する線形換字式暗号を採用した。アルファベットが混ぜ合わされる非線形式換字も周知である。しかし、線形、非線形にかかわらず、単純な換字は、暗号文の２．３の文章が判っていれば、攻撃か比較的簡単である。実際、エドガー・アラ〉・ポーの短編「こかね虫Ｊに出てくるウィリアム・レグランドは、キャプテン・キッドの通信文を解読することによって、埋蔵金および宝石を見つけて富を得ている。

今日の業務は、コンピュータ、ファクシミリ、銀行取引機などから送られる私的通信を保護するため、ずっと精巧で安全な暗号化システムを必要とする。暗号法の歴史上置も安全なキー使用システムは、１回限りのテープまたニー４１回限りのパッドである。このシステムでは、キーが暗号化される通信文と同じ長さで、通信文に単に加えられる（モジュラ計算）。キーは１回たけ使用され、ランダムに得られる。この方法は安全だが、送られる情報のブロック毎に新しいキーを生成し、これらのキーを秘密に分配するといった効率の悪さかある。従って、ｌ回限りのテープは大抵の用途で、稀にしか使用されてし）ない。

現代の暗号法の目標は、現在ある暗号解読技術に侵されないか、システムを見破ることの利益かそれに要する苦労に見合わないような暗号化システムを生成することにある。つまり、目標は、現在ある暗号解読法で見破る二とか非常に困難なシステムの設計にある。これは、理論上も実際上も見破ることかできない１回限りノく・ノド技術と対象的である。１回限りのテープは、暗号解読技術の発達に拘らず、暗号掌上いつまでも見破ることかできないはずである。しかし、他の従来システムは、Ｉ、Ｘずれ見破ることかでき、見破られるであろう。

現代の暗号化システムは、一般的に、長さか８文字程度の短いキーを使用する。

現代のシステムの好例として、１９７０年代の初期にＩＢＭによって開発され、アメリカ標準局によってビジネスおよび非軍事行政での使用のための標準暗号化システムとして採用されたデータ暗号化規格（”ＤＢＳ”）かある。ＤＥＳに関する特許は、アメリカ特許第３，９５８，０８１号および第３，９６２．５３９号を含む。データ暗号化規格は、暗号化されるデータの一部ないしブロックか所定の転置表て転置され、キーで改変されてから、予め設定された換字表て換字されるブロック型の暗号である。このプロセスは、ラウンドと呼ばれる形で多数回繰り返される。転置は「転換」とも呼ばれ、通信文中の文字の位置を予め設定された指示の組合せに従って混ぜ合わす、ごく普通の暗号機能である。

他の現代の暗号化システムは、無作為の統計的性質を持った長い一連のキーを生成する疑似ランダム生成手段を使用して、１回限りのパッドのキー生成プロセスを模倣することを試みている。そのような特許としては、アメリカ特許第３，７００，８０６号および第４，３６９．３３２号が含まれる。受信者は、キーを生成して、送られた暗号文の復号化にそれを使用する疑似ランダム生成手段を持つことになる。従って、そのシステムは望むたけ頻繁にキーを変え、復号化されるブロック毎にキーを変えることさえできる。疑似ランダム生成手段の使用は多くのシステムを非常に強化したか、１回限りパッドを完全に作りだしたわけではない。

非軍事用暗号化システムの暗号解読において、一般的に次のような想定かなされる。即ち、（１）暗号解読者は使用される暗号化システムと表を知っている。疑似ランダム生成手段か使用される場合も、それが知られていると想定する。（２）暗号解読者はキーを知らない。第１．２項はまとめて、一般的にケルクホフの想定（Ｋｅｒｃｋｈｏｆｆ’ｓ　ａｓｓｕｍｐｔｉｏｎ）と呼ばれる。（３）暗号解読者は、以前に送られた平文を大量に持っている。（４）暗号解読者は、平文に対応して以前に獲得した暗号文を大量に持っている。

暗号システムは、上記条件下で十分な強さを証明しなければならない。疑似ランダム生成システムは、１回限りのテープ用の基準をすべて満たしているわけではない。疑似ランダム生成手段が使用されると、生成されるキー同士の関係が定まる。暗号解読者は出力される組になったキー（生成手段かキーを使用する場合）を知らないとしても、一連のキーの関係か疑似ランダム生成アルゴリズムに記されているのでそれを知っている。更に、疑似ランダム生成手段は「シード」値をも備えなければならない。これは、本質的には、このシステム用として生成され、分配されるべきもう一つのキーである。所定の転置および換字表と、これらの表の所定の使用順序とを持ったデータ暗号化規格も、暗号解読の攻撃を受ける。

データ暗号化規格アルゴリズムは、かなり複雑であるから強い暗号化システムであるが、数学的解析による攻撃に対して不透過性ではない。

１回限りのパッドの特徴をいくつか採用した別の技術は、キー表を使用する。この技術では、多くの所定のキーを含む表か暗号化システムに含まれる。そして、キーはそれぞれ秘密キーによって変えられる。この方法の１例かアメリカ特許第４，７７６．０１１号に見られる。

この技術は、疑似ランダム生成手段と同じ理由で、１回限りのパッドを完全に模倣していない。オリジナルのキー表はキー同士の関係を示す。又、そのようなシステムでは、キーか選択される順序がシステムのアルゴリズムに記載され、選択されるキーの組合せか繰り返されることもあり、初期化ベクトルがないと、新しい秘密キーが与えられるまで同じキー表か常に使用されることになる。このような弊害を除くために、ここに開示する発明はユニークな方法でキー表を使用する。

強い理論的および実際的な暗号化システムのもう一つの方法は、１回限りの機能（ｆ　ｕｎｃ　ｔ　ｉ　ｏｎ）を使用することにある。この方法では、暗号化される各データブロックか、異なる暗号機能の組合せによって暗号に変換される。

つまり、暗号化プロセスで使用される表が可変で、各データブロックによって異なる組合せが選択される。

可変機能も従来行われている。１例がアメリカ特許第４．７５１．７３３号に記載され、それは可変換字の使用を含んでいる。この特許は多くの制限かある。つまり、この特許は特に２値ワード用の暗号化を提供していること、換字表が秘密キーの２進配置に密接な関係で設定され、運用されなければならないこと、キー補足ないし補助キーを構成する制御コードが換字プロセスの遂行に必要であること、この方法は具体的には換字・転置式の暗号化手法であること、この方法は可変転置等の機能を与えないこと、この方法は１回限りのテープの模倣に必要な初期化ベクトルを与えないこと等である。

従って、この発明の目的は、他のシステムの弱点を克服して、１回限りのパッドプロセスを模倣しながら、単一のキーのみを必要とするシステムを作り出すことにある。本発明の他の目的は、理論的にも実際的にも侵され得す、１回限りのパッドシステムの完全な模倣を可能にする暗号化システムを提供することにある。

又、ユニークなデータブロック毎にユニークに機能的に変換するといった１回限りの方法の手法を取り入れた暗号化システムを生成することも本発明の目的である。これは従来の技術で達成されてなく、その結果として、このシステムは攻撃に対してより強い暗号化策を提供する。又、ファイル格納、データ伝送、遠隔通信コード化なと、種々の用途に十分な柔軟性を持った安全な暗号化システムを提供することも本発明の目的である。更に、ブロック暗号フォーマットの使用を許し、そこに完全なシンボル間依存を可能にする暗号化システムを提供することも本発明の目的である。

発明の要約従って、私は、たとえシステムの実行を知っていてもキーとキー表の関係を判断できないように、１つのキーからキー表を生成することを含む暗号システムを開発した。これは可変機能の使用を通して達成されるか、そこでは決定因によって選択される可変機能が決定因を変更する。従って、キー表の作成に使用する機能は１対ｌの機能である必要はない。決定因はキーにもとづいている。キー表から、キーにもとづく追加的な決定因のバイトのブロックか形成され、これらはマスクと呼ばれる。これらのマスクはキーから形成される。当初のキーはキー表にもマスク表にも存在しない。

本発明の好適実施例におけるシステムは、多ラウンド暗号プロセスでキー表を使用する。従って、考え得るすべての平文の組合せか、異なるキーの組合せて暗号化できる。キー付加操作用として表から選択されるキーは、平文、暗号文の現状、それにマスク値の関数である。従って、キー選択順序は予め設定、もしくはパターン化されない。又、システムは、平文、暗号文の現状およびマスク値によって、転置および換字を含む他の暗号機能を選択する。このように、各ブロックが転置と換字の異なった組合せて暗号化される。

この暗号システムは、以下、本書でエンクレープ機能（ｅｎｃｌａｖｅ　ｆｕｎｃｔｉｏｎ）と呼ぶ機能を導入する。この機能もルックアップテーブルで働き、バイトのブロックに完全なシンボル間依存を作り出す。エンクレープ機能と共に使用される特定の表は、マスク値のみによって決定される。このように、あらゆるブロックが同じエンクレープの組合せを受ける。しかし、選択される組合せか、知られていないキーから生じるマスクによって定まるので、その組合せは攻撃には判らない。

情報は、転置、キー付加、エンクレープおよび換字の所定ラウンド数を経た後で、伝送または格納することかてきる。復号化は、操作の順を反対にして、換字、エンクレープ、キー付加および転置の逆機能で達成できる。

キー付加はその逆と同じである。

図面の簡単な説明第１図は本発明に従ったある長さの平文の暗号化のフローチャート、第２図は第１図に示された表切期化工程のフローチャート、第３図はキー表の各証人事項の生成を示すブロック図第４図は転置表の証人事項の１例を示す線図、第５図は換字表の証人事項の１例を示す略図、第６図は本発明で使用されるエンクレープ機能のブロック図、第７図は第６図のエンクレープ機能で使用されるオートクレーブ機能のブロック図、第８図は本発明の好適実施例による平文ブロックの暗号化プロセス全体のフローチャート、第９図は第８図の暗号化プロセスで使用される可変転置のブロック図、第１０図は第８図の暗号化プロセスで使用される可変キー付加のブロック図、第１１図は第８図の暗号化プロセスで使用される可変換字のブロック図、第１２図は第８図の暗号化プロセスで暗号化された暗号文の単一ブロックの復号化プロセス全体のフローチャート、第１３図は第１２図の復号化プロセスで使用される逆可変換字のブロック図、第１４図は第１２図の復号化プロセスで使用される逆エンクレープ機能のブロック図、　第１５図は第１４図の逆エンクレープ機能で使用されるオートクレーブ機能の一部のブロック図、第１６図は第１２図の復号化プロセスで使用される逆可変キー付加のブロック図、そして第１７図は第１２図の復号化プロセスで使用される逆可変転置のブロック１図である。

好適実施例の説明好適実施例では、本発明の暗号システムかブロック暗号フォーマットで操作され、平文データの通常プロ、ツクと呼ばれる小さなかたまりか１回限り暗号化および復号化される。暗号化および復号化がマルチラウンドブロック型のフォーマットで行われることか望ましい。しかし、本件出願の発明はストリーム暗号等の他の暗号システムでも使用でき、マルチラウンドを採用しなくてもよいことを理解されたい。しかし、マルチラウンドはシステムをかなり強化する。

本発明の暗号システムは、好適実施例では、モジュラスと呼ばれる特定の整数に基つく巡回的な（ｃｙｃｌｉＣ）数学機能であるモジュラ計算を使用する。計数は、到達するモジュラスより数字１が小さくなるまで順次インクリメントし、再度ゼロから開始することによって行われる。整数と比へたモジュラ３の例を次のように示すことかできる。

整数：　０　１　２　３　４　５　６　７　８　９　ｔ。

モジュラ３：　０　１　２　０　１　２　０　１　２　０　１従って、ｌＯモジュラ３、通常１０ｍｏｄ３と略、は１と等しい。モジュラ計算は、結果かゼロとモジュラスマイナス１の間になるまで、当該数からモジュラを順次引算することによって、より容易に行える。例えば＝ｌＯ−３＝７　；　７−３＝４　：そして４−３＝１となる。従って、最後の引算の答が０と２の間で、２＝モジュラス −１であるから、ｌｏｍｏｄ３＝１である。モジュラ計算機能の一般的フオーマットは（整数）ｍｏｄ（モジュラス）＝モジュラスより小さい整数である。

第１図に示すように、このシステムは参照番号ｌＯのスタートで開始し、そして操作は参照番号１２のメモリ内の種々の表の初期化へ進む。後に、より詳細に説明するように、いくつかの表がシステムに供給され、いくつかの表かシステム内で生成される。これは、当初、平文または暗号文か暗号化ないし復号化される前に行われる。そして、操作は参照番号１４へ進み、平文の最初のブロックか選択される。第１図は平文のブロックの暗号化と関連して示されているか、暗号文の選択されたブロックの復号化でも同様なステップか実行される。そして、操作は参照番号１６へ進み、平文の選択されたブロックが、本発明の暗号システムに従って暗号化される。質問１８の結果、暗号化すべき平文かまだ残っていれば、参照番号２０て平文の次のブロックが選択され、この次のブロックか暗号化される。平文か残っていない場合は、参照番号２２でシステムか作動を停止する。

メモリ内のテーブルの初期化ステップの詳細か、第２図に示されている。参照番号３０て転置表、Ｓ−ボックス（ＢＯＸ）表およびエンクレープ表かシステムのメモリに先ず読み込まれる。転置表は、暗号化されるデータのブロックのバイト位置をどのように混ぜ合わせたり、復号化のために元の位置に戻したりするかを、特定の仕方で指令するアドレス可能な複数の項目を含む。これは普通に使用される暗号技術である。Ｓ−ボックス表は、特定の項目によって指示されて、変換されるブロックの各バイトの実際値がいかにして他の値に変えられるかを指令する複数の換字のための構成である。これは標準換字表の形で含まれ得るが、Ｓ− ボックス構成は計算上より効率的で、暗号学の分野で周知である。参照番号３０でメモリに読み込まれるエンクレープ表は、後で詳細に説明する。

そして、参照番号３２で初期のキーかシステムに読み込まれる。キーとは、システム実行、アルゴリズムまたは表に明示ないし記載されず、暗号プロセスを指示するためにシステムにインストールないし読み込まれる秘密の値またはデータブロックである。基本的に、キーは暗号プロセスの作動の基になる秘密の値であり、アルゴリズム実行の一部ではない。その後、質問３４てシステムは初期化ベクトルが含まれるか否か決定する。初期化ベクトルの使用はこの分野で普通のことてあり、データを電話回線等で送信する際の使用が典型的である。初期化ベクトルは暗号化されたデータの前に回線を介して送られ、後で行われるデータの復号化に使用される。参照番号３６で示されたように、排他的ＯＲ演算でキーがビット毎に初期化ベクトルと組み合わされて、初期のキーが改変され、それか参照番号３８でキー表を作成するために使用される。初期のキーを改変するために、排他的ＯＲ機能を使用せず、キーの各バイトの値を初期化ベクトルの各バイトの値に加えることもできる。これらは両方とも、キーと共に初期化ベクトルを使用するための暗号法における標準的な技術である。初期化ベクトルか使用されない場合、操作は参照番号３８へ直接進み、変更されない初期キーからキー表か生成される。一旦キー表が作成されると、操作は参照番号４０へ進み、キー表に生成された項目からマスク表が生成される。初期キーからキー表とマスク表項目を生成するために使用される特定のプロセスは、後で詳細に説明する。

本発明の好適実施例によれば、暗号変換されるデータのブロックサイズは１０バイトの長さになるよう選定され、各バイトか８デジタルビツトを含む。各バイト中の７ビツトかデータ値に使用され、８番目のビットかこの分野で周知のパリティビットである。好適実施例では、キーが、暗号化および復号化されるデータのブロックと同じ長さに選定されている。しかし、望むならキーか他の長さでもよい。キーは、徹底した攻撃によるキーの推測を非常に困難にするに十分な長さである必要かある。

各バイト中の７ビツトを使用する場合、各キーが８〜２０ハイドを含むことか望ましい。２０バイトより長いキー長さを使用できるか、暗号システムでの計算をずっと困難で時間か掛かるものにし、システムで使用される種々の表の長さを増し、それに応じて必要なメモリスペースを増大させる。暗号化される平文のブロックの選択においても、特に情報の小ブクツクかシステムを通される場合に、同様な考え方が当てはまる。本発明のエンクレープ機能か使用される場合、ブロックサイズは偶数バイトを含むべきである。しかし、エンクレープ機能を使用プ　しないとすれば、ブロックサイズは奇数バイトでもよい本発明の暗号システムの大きな要素は、データの特定の暗号機能の実行に使用される特定の転置、換字またはエンクレープ表が変換されるデータ中のある種の値また）　は要素の機能だということである。本発明のこの側面は〉　可変機能と呼ばれ、それは、２つ以上の考え得る選択肢か存在する場合のいかなる機能でもある。

本発明のこの側面は、後で暗号化・復号化プロセスて邑　使用されるキー表を初期キーから最初に生成する際にも使用される。一般的に、キーから１つ以上の要素か選択され、又、所定の数学的機能の結果か可変機能表の選択に使用される。

この機能は、新しいキーを生成するために選択された表に従ってキーの現状に対して実行される。数学機能の結果は、特定の表と共に使用される特定の機能を、考え得る多くの可能性から選ぶためにも使用できる。この発明の好適実施例では、特定の種類の機能が前もって設定され、その機能と共に使用される表のみか暗号化・復号化されるデータを用いて選択される。

換字、転置およびエンクレープ機能を使用する、キー表の要素を作り出すための特定の構成か、第３図に示されている。変換されるキーの１０バイトかＫｎ　Ｉ〜Ｋｎ１０として要素５０に示されている。使用される換字表の選択にあたって、要素５Ｉのモジュラ計算を用いてキーの最後の５バイトか合計され、要素５２のメモリレジスタＹに格納されるデジタル数を生成する。要素５１て使用されるモジュラ計算のモジュラスは、システムで使用する換字表のサイズによって定まる。好適実施例では、換字表は１２８バイトの値に対して３２個の表を含み、従って、要素５１で使用される計算は３２のモジュラスを持つ。本件出願中で後で記載される１例では、理解を容易にするために、換字表が１６個のみの表を持ち、要素５Ｉはモジュラ１６になる。第３図では、換字表の選択に用いる数を生成するために、変換されるキーの最後の５バイトの値か合計されるか、要素５２におけるＹ値の生成に、１０バイトのいかなる組合せも、１ｏすべでても、使用できることを理解されたい。

第３図で使用される転置表の選択にあたって、要素５３のモジュラ計算を用いてキーの最初の５バイトか合計され、要素５４のメモリレジスタＸに格納されるデジタル数を生成する。換字表の計算と同様に、転置表Ｘを生成するために要素５３て使用されるモジュラ計算は、システムて使用する転置表のサイズによって定まる。好適実施例では、転置表に１２８項目かあり、従って、要素５３でのモジュラ計算はモジュラ１２８になる。

要素５２で生成された値Ｙは、キーの現状を改変するために使用される換字表の選択に使用される。そして、キーはこの表に従って換えられる。その後、要素５４て生成された値Ｘか特定の転置表を選定するために使用される。前に換字操作を受けたキーか、選択された表に従って今度は転置される。ｋｅｙｎをＰＳＫｎと呼ぶ中間状態に変換するこの操作は、第３図の要素５５に示されている。最初に換字され、その後転置を受けて変換されたキーは、第３図中、バイトＰＳＫｎ　１〜ＰＳＫｎ　ｌ　Ｏを含む要素５６として示されている。

サンプル転置表項目か、第４図に示されている。第４図上部の８つのビットバイトの位置が種々の矢印で示されるように混ぜ合わされて、第４図下部に示される新しい位置になる。上部から下部への操作がデータの暗号化を構成する。データの復号化では、位置づけか下部から上部へ再編成され、データの当初の配置を復活させる。

これは多くの暗号システムで使用される標準技術であり、この出願でこれ以上詳細に説明する必要はない。同様に、換字表の典型的な項目が第５図に示されている。特定の平文値か、変換されるデータのバイトのとれかになっている場合は、使用される換字表がその平文値を新しい値に換えるよう指令する。例えば、平文値かＰＯの場合、第５図の表にしたかって、それは新しい値Ｓ１に換えられる。

換字表を通じて逆に操作することにより、暗号化されたデータを復号化し、元の平文値を復活できる。これも標準技術であり、これ以上詳細に説明する必要はない。第４および５図に示された特定の構成は、転置および換字表項目の多くの可能性の代表例にすぎず、本発明の暗号システムで使用する表に他の多くの項目か含まれることを理解しなければならない。

第３図で、要素５６のキーの中間状態は、出願人かエンクレープ機能と呼ぶ新開発機能に従って更に改変される。エンクレーププロセスも可変機能で、変換されるデータの特定の値を用いて数を生成し、今度はそれを用いて、複数のエンクレープ表のとれで、データを更に変換するかを選択する。第３図に示された実施例では、要素５６のキーの中間状態の特定の値、つまり図中のハイド３．４．５．６および７、か要素５７のモジュラ計算を用いて合計され、要素５８のメモリレジスタＺに格納されるデジタル数Ｚを生成する。好適実施例では、エンクレープ表は３２項目を含み、従って要素５７て行われる計算はモジュラ３２になる。その後、キーの中間状態か特定のエンクレープ表に従って更に変換され、この変換されたキーが要素５９てキー表に記入される。以下、第６および７図と関連してエンクレープ機能を詳細に説明する。

本件出願で使用する表記に従って、「ＫｅｙＪは当初のキーを表すのに使用する。当初のキーはキー表の第１のキーＫｅｙＯを生成するために使用する。ＫｅｙＯはキー表に入れられ、その後、キー表の次の項目、つまりＫｅｙｌ、の生成に使用される。Ｋｅｙｌは、当初のキーからＫｅｙ　Ｏを生成する第３図に示された同じステップに従って、ＫｅｙＯから生成される。キー表の残りのキーか、キー表か満たされるまで、直前のキーから順次生成される。キー表中で先行するキーからのキーの生成は、第３図中の要素５９で示され、そこではＫｅｙｎを用いてＫｅｙｎ＋１か生成されている。

キー表の項目数は因数、つまりアルファベットスペースに均等に分割すべきである。本書に記載する好適実施例では、アルファベットスペースは２７、っまり１２８である。項目数かアルファベットスペースの因数でない場合は、使用される、あるキーの統計的機会か他のキーより大きくなる。この不一致は、暗号解読者の助けになり得ることから避けるへきである。キー表の最大項目数はアルファベットスペースのサイズであり、好適実施例では最大数か使用される。

一般的に、キー表の各キーは前のキーに対して実行された可変機能の結果生成され、特定の可変機能か先にインストールないし生成されたキーから抽出された情報によって定まる。当初のキーかインストールされたキーで、生成されたキーはＫｅｙＯ，Ｋｅｙｌ等と名付けられる。このように、キー表は当初のキーを含まず、従ってキー表中の情報の知識から当初のキーを捜し当てることは不可能である。後で詳細に説明するように、暗号化の各ラウンドで異なるキーの組合せが選択され、これによって、繰り返し使用される１つのキーを見つけ出すこと、あるいは数学的に解きあかずことか不可能になる。伝送毎に当初のキーと関連して初期化ベクトルを使用すると、１回限りのテープを模倣することになる。又、暗号解読者はキー表を逆方向に進めないから、攻撃者が１つのキーを知っても前のキーは判らない。従って、この構成は疑似ランダムキー生成手段よりずっと優れている。

第３図に示された構成は、本発明の実施の１つの可能性にすぎないことに留意すべきである。発明の精神または範囲を変えずに、はとんど無数の変更か可能である。

選択される可変機能表か、生成された新しいキーから定められないように、キー表を生成するための可変機能を、当初のキーまたはインストールされたデータブロックを用いて選択するいかなるプロセスも、この発明の範囲に入る。

第６図は、本発明で使用するエンクレープ機能のブロック図を示す。エンクレープ機能は、第３図のキー表の生成と、後で第８図に示す暗号化プロセスの両方で使用される。変換されるブロックは、第６図で要素６０と名付けられる。このブロックは２つの部分、つまり最初の５バイトを含む第１または左の半ブロック６１と、最後の５ハイドを含む第２または右の半ブロック６２に分割される。第１半ブロツクに偶数バイトを使用し、第２半ブロツクに奇数バイトを使用する等、ブロックの他の分割構成も使用できる。変換されるブロックは、エンクレープ機能のために偶数のバイトを含まなければならないオートクレーブ機能は、ブロックをそれ自体に対して実行される機能によって変えるための、暗号システムにおける公知の技術である。本発明のエンクレーププロセスは、ｌＯバイトのブロック全体を通じて完全なシンボル間依存を達成するために、データブロックに対する他の操作と関連してオートクレーブ型機能を使用する。完全なシンボル間依存は、ブロックの各バイトがブロックの他の各バイトとそれ自体の関数である場合に達成される。

第６図に示された構成では、右の半ブロック６２がＥｎａと付されたオートクレーブ機能によって、要素６３と名付けられた新しいデータブロックに変換される。Ｅｎａで使用される特定のオートクレーブ機能は、後で第７図を参照しなから詳細に説明する。要素６３の右半ブロックは、Ｅｎｂと付された第２のオートクレーブ変換を受け、要素６４の半ブロックを生成する。そして、この半ブロックは、要素６５てビット毎の排他的ＯＲ機能によって、変更されない左の半ブロック６１と組み合わされて、要素６６で新しい左の半ブロックを生成する。そして、要素６６の左半ブロックは、オートクレーブ機能Ｅｎｃを受けて、要素６７の変換された左半ブロックを生成する。その後、要素６７の左半ブロックは、次のオートクレーブ変換Ｅｎｄを受けて、要素６８の改変された左半ブロックを生成する。そして、要素５８の左半ブロックは、排他的ＯＲ機能によって、先に変換された要素６４の右半ブロックと組み合わされる。この排他的ＯＲ機能は、要素７０の新しい右半ブロックを生成する。そして、要素６８の左半ブロックは、右半ブロック７０と結合されて、本発明のエンクレープ機能を受けた要素７１の全体ブロックを生成する。

右半ブロック６２かＥｎａおよびＥｎｂに従って２つのオートクレーブ機能を受けた後、右半ブロックはそれ自体の中で完全なシンボル間依存を達成している。

左半ブロック６１と現在の右半ブロック６４か、要素６５の排他的ＯＲ機能によって組み合わされると、左半ブロックか右半ブロックと完全なシンボル依存関係になる。そして、要素６６の左半ブロックか２つのオートクレーブ機能ＥｎｃおよびＥｎｄによって変換されると、要素６８の左半ブロックかそれ自体と右半ブロックに対して完全なシンボル間依存関係になる。従って、左半ブロックは１０バイトのブロック全体との完全なシンボル間依存を達成している。要素６４の右半ブロックか、要素６９て排他的ＯＲ機能によって、現在の左半ブロック組み合わされると、右半ブロックかＩＯバイトのブロック全体に完全にシンボル間依存する。要素６８の左半ブロックと要素７０の右半ブロックが結合して要素７１の完全ブロックを形成すると、ブロックの各バイトがブロックの他の各ハイドとそれ自体の関数になる。

第６図に示すエンクレープ機能で使用される特定のオートクレーブ機能は、変換される半ブロックの要素ないしバイトを半ブロックの他の２つの要素に加えるプロセスである。このプロセスは、半ブロツク内の各要素か、そのように改変されるまで繰り返される。夫々の半ブロツク内で完全なシンボル間依存を生成するために、変えられる要素に少なくとも２つの要素を加える必要がある。更に、このオートクレーブ機能は、半ブロックのすへてのバイトかそれ自体と他の各バイトの関数になることを確実にするために、半ブロツク全体に対して２度実行される。Ｅｎａ、　Ｅｎｂ、　ＥｎｃおよびＥｎｄは、項目ａ、項目ｂ、項目Ｃおよび項目ｄを夫々が含む複数のエンクレープ表で表される。サンプル表Ｅｎを下に示す。

Ｅｎａ　Ｅｎｂ　Ｅｎｃ　Ｅｎｄ各サブテーブルは５列を存し、オートクレーブ機能が上から下へ５段階で実行される。各サブテーブルの列の高さは、変換される半ブロックの長さと等しくなければならない。好適実施例では、ブロックの長さか１０バイトで、半ブロックの長さが５バイトであるから、列の高さは５である。各列は半ブロツク内の各バイトを意味する数を含まなければならない。好適実施例では、各半ブロックに５バイトか存在するので、１〜５の数がバイトを指定している。各列が各バイトを示さなければならない。行の長さは半ブロックの長さの半分より大きくなければならず、各行１〜５の明確な数値を含まなければならない。言い換えれば、１〜５のとの数も、サブテーブルのいかなる行においても繰り返されるべきでない。表Ｅｎの総数は暗号化スペースの因数であるべきである。

要するに、Ｅｎの各サブテーブルの縦の行が１〜５の異なる数を持ち、横の行がすべて１〜５の異なる数を持たなければならない。更に、特定の行におけるサブテーブルの第２および第３の要素の夫々が第１の項目と異ならなければならない。第１の項目（つまり、１行目にある）か変換されるブロックのバイトを特定し、第２および第３の項目（２行目および３行目にある）か変換されるバイトに算術的に結合されて新しい値を作り出すバイトを表す。

このオートクレーブ機能は、上記した具体的なサンプル表Ｅｎａに従った右の半ブロックの変換を示す第７図との関連で、よりよく表すことができる。Ｅｎａの第１の項目はｒ３　１　５Ｊで、これは半ブロックの３番目のバイト（つまり、バイト８またはＢ８）が１番目のバイト（Ｂ６）と５番目のバイト（Ｂ　Ｉ　Ｏ）の値に加えられて、３番目のバイト（Ｂ８）の新しい値を生成することを意味する。各足し算用のモジュラ計算は、アルファヘットスペースのサイズに従って使用される。ここでは、アルファベットスペースか好適実施例の７個のデータヒツトによって定まる２７つまり１２８であるから、計算ステップてモジュラ１２８か使用される。Ｅｎａの次の項目はｒ５　３　４Ｊて、これは５番目のバイト（ＢＩＯ）か３番目のバイト（先に変換されたＢ８）と４番目のハイド（Ｂ９）に加えられることを意味する。第３項目はｒ４　２　Ｎで、これは４番目のハイド（Ｂ９）か２番目のバイト（Ｂ７）と５番目のバイト（Ｂ５）に加えられることを意味する。第４項目はｒｌ　４　２Ｊて、これは１番目のバイト（Ｂ６）か４番目のバイト（Ｂ９）と２番目のバイト（Ｂ７）に加えられることを指示する。表Ｅｎａの第５項目はｒ２　５　３Ｊて、これは２番目のバイト（Ｂ７）か５番目のバイト（Ｂ　１０）と３番目のバイト（Ｂ８）に加えられて、新しい２番目のハイド（Ｂ７）を生成することを意味する。以上のように、オートクレーブ機能は他の表Ｅｎｂを使用して繰り返され、変換される特定の半ブロツク内に完全なシンボル間依存を生成する。Ｅｎａ、　Ｅｎｂ、　ＥｎｃおよびＥｎｄはすへて同一でもよいか、特定のエンクレープ表Ｅｎ内の各サブテーブルが互いに異なる方が良い。

選択される特定のエンクレープ表Ｅｎは、変換されるデータに対する計算機能を通じて先に生成された数に従って定まる。キー表の生成と関連して、選択されるエンクレープ表は、第３図の要素５８て生成される数Ｚによって定まる。第６図のエンクレーププロセスと関連した表記ｒｎ」は、第３図のキー表項目の生成と関連して使用された表記ｒｎＪ　と区別されるへきものである。

第２図に示す初期化ルーチンの最終ステップは、ステップ４０のマスク表作成である。マスク値は、データ変換を行うために表中の特定項目の選択を助けるために、暗号化および復号化プロセスで使用される決定因である。後で明らかにされるマスクの機能は、暗号解読者か暗号アルゴリズムを逆方向に進め、システムで使用される当初のキーを計算することを不可能にするように、他の顕著な要因を付加することにある。

一般的に、マスク値は、キー表または当初のキーから得た２個以上の値の計算結果である。好適実施例はＭａｓｋｎと表記された４個のマスク値を含み、ｎは１〜４である。ｎの最大範囲は、暗号システムに含まれる可変機能の数に相当する。好適実施例では、システムが転置、キー付加、エンクレープおよび換字の可変機能を含み、従って、マスクの最大数ｎは４である。各マスク表項目は１０バイトのブロックである。従って、これらの各バイトはＭａｓｋｎ、ｂとアドレスでき、ｂは１−１０である。好適実施例では、マスクか次のように生成される。Ｍａｓｋｌ、ｌと名付けられたＭａｓｋｌの最初のバイトが、キー表の最初の３２個のキーにおける最初のバイトの値を合計することによって生成される。これらの値は、アルファベットスペースによって定まるモジュラ計算、ここではモジュラ１２８、を使用して合計される。

最初のマスクの後続バイトは、夫々キー表の最初の３２個のキーのそれぞれにおける対応バイトを合計することによって生成される。Ｍａｓｋ２と名付けられた第２のマスクか、表の次の３２個のキー、つまりキー３２゜、キー６３、におけるバイトの同様な合計によって生成される。同様に、第３のマスクか、キー表の次の３２個のキー、つまりキー６４〜キー９５、に対する処理によって生成される。最後に第４のマスクがキー９６〜キー１２７を使用して生成される。マスクの生成は次の式で数学的に表現することかできる（ｌかｂ以下で、ｂかｌＯ以下）。

ＭＡＳＫｌ、ｂ　＝　Ｋｅ　ｙｏ、ｂ　＋　Ｋｅ　ｙｌ、ｂ　＋、、、、、＋Ｋｅｙ３１．ｂＭＡＳＫ２．ｂ　＝　Ｋ　ｅ　ｙ３２．ｂ　十　Ｋ　ｅ　ｙ３３．ｂ　＋、、、、。

十　Ｋｅｙ６３．ｂＭＡＳＫ３．ｂ　＝　Ｋ　ｅ　ｙ６４．ｂ　＋　Ｋ　ｅ　ｙ６５．ｂ　＋、、、、。

＋Ｋｅｙ９５．ｂＭＡＳＫ４．ｂ　＝　Ｋ　ｅ　ｙ９６．ｂ　＋　Ｋ　ｅ　ｙ９７．ｂ　＋、、、、。

＋Ｋｅｙ１２７．ｂキー表およびマスクを生成するための他の選択が可能である。マスク生成は、単にキー表作成において更に４個のキーを生成し、これら４個の追加のキーを４個のマスクとして使用すればよい。又、キー表のキーはマスク生成に使用するものと同じ方法で生成できる。又、キー表は、キー表の最初の２項目を生成した後、可変機能を利用してもしなくても、第３のキーを最初の２個のキーの関数とすることによって生成できる。このように、先に生成されたいずれかのキーで後続のキーを作成できる本発明の好適実施例による暗号化プロセスのフローチャートを第８図に示す。この好適実施例は、各データブロックについて、いくつかの暗号化ラウンドを含むので、以下でｒＲＪの文字を使用してラウンド番号を示す。最初に、ステップ１００て、ラウンド番号をゼロにセットする。そして、ステップ１０２で、ラウンド番号Ｒを１つインクリメントする。ステップ１０４て、暗号化されるデータが１０バイトのブロックで表される。暗号化の最初のラウンドのとき、要素１０４のデータは暗号化される平文である。その後のラウンドでは、このデータか当初の平文データと異なる中間物になるが、まだ最終の暗号文出力ではない。

ステップ１０６で、データか先ず可変転置操作を受ける。第９図との関連で後で詳しく説明するか、可変転置を行うために、転置表メモリ１０８から項目か選択され、マスク表メモリ１１０から値か選択される。そして、操作はステップ１１２へ進み、「Ｃ」か付された選択成分をラウンド数Ｒと等しくする。そして、操作はステップ１１４へ進み、データに対して最初の可変キー付加を実行する。第１０図との関連で後で詳しく説明するか、可変キー付加を実行するために、キー表メモリ１１６からキーか選択され、マスク表メモリ＋１０から値か選択される。そして、操作はステップ１１８へ進み、選択成分Ｃをラウンド数より１つ大きい値にセットする。ステップ１１８の後、操作は質問１２０へ進み、選択成分Ｃか１１と等しいか判断する。等しくなければ、操作はステップ１２２へ直行し、キー表メモリ１１６からのキーを使用し、マスク表メモリ１１０からの値を使用して、データに対する第２の可変キー付加を実行する。ステップ１１８での加算後に選択成分Ｃが１１と等しい場合は、操作はステップ１２４へ進み、選択成分を１の値にセットする。そして、操作はステップ１２２の第２可変キー付加の作業に進む。

ステップ１２２の第２可変キー付加機能の後、操作はｉ２６へ進み、データに対して可変エンクレープか行われる。この可変エンクレープ機能は、第６および７図との関連で既に述べたが、そこでエンクレープ表メモリ１２８から項目が選択される。選択される特定のエンクレープ表は、マスク表メモリ１１０から得られるマスク３゜Ｒによって定まる。これは式ｎ＝マスク３．Ｒで表すことかでき、ｎは第６および７図の操作用に選択されたエンクレープ表メモリである。後で詳しく説明するか、マスクＩはステップ１０６の可変転置操作との関連で使用され、マスク２はステップ１１４および１２２の可変キー付加との関連で使用され、マスク４は後の可変転置操作で使用される。

そして、操作はステップ１３０へ進み、選択成分Ｃをもう一度うウンド数Ｒと等しくする。その後、ステップ１３２て、第１の可変換字に従ってデータか変換される。後で詳しく説明するが、可変換字はマスク表メモリ１１０からの値を使用し、Ｓ−ボックスおよびＳｏ　−ボックスメモリ１３４から適当なＳ−ボックス表を選択する。そして、操作はステップ１３６へ進み、選択成分Ｃの値を１つインクリメントする。質問１３８で、選択成分か１１と等しいか判断する。等しくなければ、操作はステップ１４０の第２可変換字へ直行する。ステップ１３６後の選択成分か１１と等しければ、操作は質問１３８からステップ１４２へ進み、選択成分を１の値にセットする。その後、操作はステップ１４０の第２可変換字へ進む。ステップ１４０の第１可変換字と同様、第２可変換字は第１Ｉ図で詳細に説明するか、これはマスク表メモリ１１０からの値とＳ−ボックスおよびＳｏ −ボックスメモリ１３４からの表を用いてデータを変換する。

その後、操作は質問１４４へ進み、ラウンド数がＩＯの値に到達したか判断する。ラウンド数が１０に到達した場合は、暗号化プロセスが完了し、暗号文がステップ１４６で出力として表される。ラウンド数か１０にまた到達していない場合、操作はステップ１０２へ戻り、ラウンド数を１つインクリメントする。そして、可変転置１０６、第１可変キー付加１１２、可変エンクレープ１２６、第１可変換字１３２および第２可変換字１４０を含む上記ステップをすへて実行する。

第８図の可変転置を、第９図のブロック図で詳しく説明する。変換されるデータは要素１５０でバイトＢ１〜ＢＩＯとして表されている。転置の実行に転置表メモリ１０８のとれかの表を選択するために、データの１０バイトの値を要素１５２で合計し、要素１５４のメモリレジスタＺに格納される値を生成する。要素１５４のレジスタＺの値を、ビット毎の排他的ＯＲ機能で、マスク表メモリ１１０からのマスク１．Ｒと組み合わせることによって値を生成する。この値は要素１５６のメモリレジスタＷに格納される。例えば、暗号化の最初のラウンドでは、要素１５６でマスク１，１を使用して、Ｚとの排他的ＯＲ演算でＷを生成する。

好適実施例では暗号化が１０ラウンドあるので、暗号化ラウンドでマスクｌの１０個の値が順次使用される。

そして、操作は要素１５８へ進み、Ｐｗで表される転置表Ｗからの指令を使用して、データブロックに対する標準転置か実行される。転置されたデータブロックか、第９図の要素１６０にバイトｂ　１−ｂ　１０として示されている。同じデータを同じステップで復号化できるよう、暗号化されるデータのＩＯバイト全てを用いて、変換に使用する転置表を選択することが重要である。仮にブロックのいくつかのバイトのみを用いて、使用される転置表を決定したとすれば、復号化プロセス時にとの転置表か選択されたか判断できなくなる。排他的ＯＲ演算てＺをマスク１．Ｒと組み合わせてＷを生成せず、モジュラ計算てＺとマスク１．Ｒの値を合計して、使用される転置表を決定することも可能である。このことは、排他的ＯＲ演算を使用して２つのデジタル値が組み合わされる出願の残り部分全体に当てはまる。排他的ＯＲ演算はデジタルコンピュータで実施すると計算上容易だか、本発明では、排他的ＯＲ演算を行わずに、値を単に算術的に合計することによっても同じ結果か得られる。

第８図のステップ１１４および１２２に示された本発明の可変キー付加機能か第１Ｏ図に図表で示されている。ステップ１１４の第１およびステップ１２２の第２の各可変キー付加は、選択成分Ｃの値か１にセットされる１０番目の暗号化ラウンドのとき以外、選択成分Ｃの値が第１可変キー付加のときより第２可変キー付加のときの方か１つ大きいことを除いて同一である。その他では、第８図のステップ１１４および１２２で行われる可変キー付加のステップは第１０図に示されたように同一である。

可変キー付加用としてキー表メモリ１１６から選択される特定のキーは、バイトＣ（ＢＣと呼ぶ）とマスク２゜Ｒによって定まる。これは、値ＺをＢＣと等しくする第１Ｏ図の要素１７２と、ＷをＺ　ＸＯＲマスク２．Ｒと等しくする要素１７４て示されている。値Ｗは、可変キー付加のその特定のラウンド時での使用として、キー表メモリ１１６からキーを選択するのに使用される。キーＷの１０バイトは第１０図の要素１７６として示されている。その後、要素１７０のバイトのブロックにおける各バイトか、要素１７８の排他的ＯＲ機能で、一連の排他的 ○Ｒを介して、キーＷの対応するバイトと組み合わされる。例えば、ＢＩ　ＸＯＲキーＷ１はｂｌを生成する。同様に、Ｂ２　ＸＯＲキーＷ２はｂ２を生成する。

唯一の例外は、変換されるブロック中のバイトＣ（ＢＣ）かキーＷの対応バイトと組み合わされず、変更なして直接ｂｃになることである。これは、変換される要素１７０のデータの各バイトと関連した要素１８０の一連の質問で表されている。Ｃかバイト数と等しい場合、そのバイトは対応キーバイトと組み合わされない。可変キー付加のラウンドを経たデータブロックか第１Ｏ図の要素１８２として示されている。

第８図に示した暗号化用の可変換字が、第１１図により詳細に示されている。可変キー付加と同様、選択成分Ｃが第２の可変換字て変更される点を除いて、ステップ１３２の第１可変換字とステップ１４０に第２可変換字は同一である。その他は、各ステップとも同じである。

換字プロセスでは、選択されるＳ−ボックスＺか、変換されるデータのバイトＣとマスク４．Ｒによって定まる。

これは、値ＺをＢＣと等しくする第１１図の要素１９２と、ＷをＺ　ＸＯＲマスク４．Ｒと等しくする要素１９４で示されている。要素１９４で生成された値Ｗは、換字で使用される要素１９６の特定Ｓ−ボックスを選択するのに使用される。Ｓ−ボックス選択後、要素１９０の被変換ブロックにおける各バイトか、Ｓ− ボックスＷに従って、選択された値に代えられるが、バイトＣ（ＢＣ）はこの変換ラウンド時には変換されない。

可変キー付加および可変換字の両方において、バイトＣ（ＢＣ）を変換しないことか重要である。このようにして、逆方向の復号化操作に同じ変換を用いることが不可能になる。要素１９０の変換されるブロックの各バイトと結び付いた要素１９８の一連の質問か、とのようにしてバイトＣか変えられないまま直接要素２００の対応出力バイトになるかを示している。例えば、選択成分Ｃかｌと等しい場合、要素１９０のＢｌは要素２００のｂｌと等しくなる。それ以外は、要素２００の残りのバイトは、Ｓ−ボックスＷに記載された換字プロトコールに従って、要素１９０の当初値と異なる値を持つ。転置表の選択でも同じ手法が使用できる、つまり１つのバイトを使用し、それを変えないままにしておくのである。

暗号文のブロックを復号化するステップが、第１２図に示されている。復号化は本質的に第８図の暗号化ステップの逆方向の反復であるから、ラウンド数かステップ２１０て先ず１０にセットされる。復号化されるデータブロックが選択され、１０データバイトのブロックとして要素２１２に表される。復号化の最初のラウンドでは、要素２１２のデータは当初の暗号文である。そして、操作はステップ２１４へ進み、選択成分Ｃをラウンド数より１つ大きい値にセットする。質問２１６で、選択成分Ｃが１１と等しいか判断する。等しくなければ、操作はステップ２１８へ直行し、データに対して最初の逆可変換字を実行する。逆可変換字は第１３図に詳しく示されている。最初の逆可変換字２１８はマスク表メモリｌｌＯとＳｏ　−ボックスメモリ１３４からのデータを使用する。質問２１６で、選択成分か１１と等しければ、ステップ２２０で選択成分を１にセットし、操作は要素２１８の最初の逆可変換字へ進む。そして、操作はステップ２２２へ進み、選択成分をラウンド数と等しくし、その後、ステップ２２４て第２の逆可変換字を実行する。

ステップ２２４の第２逆可変換字の後、データは要素２２６て逆可変エンクレープ機能に付される。この機能は第１４および１５図との関連で後で詳しく述へる。しかし、マスク表メモリ１１０からマスク３．Ｒが選択され、その値か、エンクレープ表メモリ１２８から使用される特定のエンクレープ表の選択に使用されることに注意すべきである。

そして、操作はステップ２２８へ進み、選択成分を１つインクリメントし、質問２３０で、選択成分が１１の値に到達したか判断する。選択成分がまだ１１の値に到達していなければ、操作はステップ２３２の第１逆可変キー付加へ進む。選択成分か１１の値に到達していれば、ステップ２３４て１の値にリセットし、操作はステップ２３４の第１逆可変キー付加へ進む。第１逆可変キー付加はマスク表メモリ１１０とキー表メモリ１１６からのデータを用いてデータを変換する。

この操作は第１６図に詳しく示されている。そして、操作はステップ２３６へ進んで、選択成分をラウンド数と等しくする。そしてデータは、ステップ２３８で第２逆可変キー付加を受ける。選択成分の値の相違を除いて、ステップ２３２の第１逆可変キー付加はステップ２３８の第２逆可変キー付加と同一である。

そして、操作はステップ２４０の逆可変転置へ進む。

そして、データは、マスク表メモリ１１０からの項目と転置表メモリ１０８から項目を用いた特定の逆可変転置に付される。逆可変転置は第１７図との関連で詳しく述へる。

そして、操作は質問２４２へ進む。復号化のラウンド数かｌの値に到達していれば、復号化はこれ以上行われず、データの現状か平文出力としてステップ２４４で出力される。ラウンド数かｌの値にまだ到達していない合、ステップ２４６でラウンド数を１つ減らす。そして、操作はステップ２１２へ進んで、第１逆可変換字２１８、第２逆可変換字２２４、逆可変エンクレープ２２６、第１逆可変キー付加２３２、第２逆可変キー付加２３８、そして逆可変転置２４０によって、復号化のラウンドを更に実行する。

逆可変換字が第１３図により詳細に示されている。復号化されるデータは要素２５０のバイトｂ　ｌ　−ｂ　Ｉ　Ｑて表されている。選択される逆換字ボックス（Ｓ’　−ホックス）か、ｂＣＸＯＲマスク４．Ｒによって定まる。

これは、Ｚをｂｃと等しくする第１３図の要素２５２と、ＷをＺ　ＸＯＲマスク４．Ｒと等しくする要素２５４で示されている。そして、Ｗは要素２５６の特定逆換字ボックス（Ｓ’　−ボックスＷ）の選択に使用される。そして、要素２５０のブロックにおけるバイトｂｃ以外の各バイトか、選択されたＳｏ−ボックスのプロトコールに従って代えられる。逆可変換字の結果は、要素２６０の１０バイトデータブロツク８１〜Ｂ１０になる。バイトｂＣを代えない構成が復号化される要素２５０のデータの各バイトと関連したの一連の質問２５８て表されている。Ｒか１０である復号化の最初のラウンドて、ｂｌｏは、逆換字に使用されるＳｏ　−ボックスの選択に用いられると共に、逆換学時に変更されない。第８図に示された暗号化プロセスてデータに対して実行される最終可変換字の際に１０番目のバイトが変更されないままになっているので、暗号化プロセスを逆に働かせて暗号文データを元に戻すことかできる。このことは、第１６図の逆可変キー付加にも当てはまる。

第１５図の逆可変エンクレープで使用される特定のオートクレーブ機能と共に、逆可変エンクレープ機能か第１４図に示されている。第１４図で実行されるステップは、本質的に第６図に示された暗号化の可変エンクレープで行われるステップの逆である。要素２７０の復号化されるデータブロックは左の半ブロック２７２と、右の半ブロック２７４に分割される。これら２個の半ブロックは、要素２７６でビット毎の排他的ＯＲ機能によって組み合わされて、次の右半ブロック２７８を生成する。

要素２７２の左半ブロックは、先ず逆オートクレーブ変換Ｅ’ｎｄによって左半ブロック２８０に変換され、そして、逆オートクレーブ機能Ｅ’ｎｃによって左半ブロック２８２に変換される。そして、右半ブロック２７８は、要素２８４の排他的ＯＲ機能によって、左半ブロック２８２と組み合わされて要素２８６の最終的な左半ブロックを形成する。要素２７８の右半ブロックは、先ず逆オートクレーブ変換Ｅ’ｎｂによって右半ブロツク要素２８８に変換され、そして、逆オートクレーブ機能Ｅ’ｎａによって最終的な右半ブロック２９０に変換される。

左半ブロック要素２８６と右半ブロツク要素２９０が結合して、最終的なＩＯバイトブロック２９２を形成し、これか逆エンクレープ機能の結果になる。

第１４図の逆エンクレープで使用される特定のオートクレーブ機能か、１例として第１５図に示されている。

大体、上記のようにエンクレープ表か逆オートクレーブ機能で使用される。しかし、項目は各列の下から上の順に読み込まれ、最初の行の項目によって示される被変換バイトの値か、エンクレープ表項目の２行目および３行目で示される他の２つのバイトの値によって減じられる。第７図との関連で使用されたオートクレーブ機能と同様、逆エンクレープで使用される逆オートクレーブ機能ｌ　の例が第１５図に示されている。使用されるエンクレープ表の最終項目か第１５図の変換で最初に使用される。

この項目はｒ２　５　３Ｊで、これは５番目のバイト（ＢＩＯ）と３番目のバイト（Ｂ８）か２番目のバイト（Ｂ７）から引かれて、２番目のバイトの新しい値を生成することを意味する。暗号化で使用されたエンクレープ機能と同様、計算はモジュラ計算で行われる。第１５図で使用されるエンクレープ表の最下部から次に上の項目はｒｌ　４　２Ｊて、これは４番目のバイト（Ｂ９）と２番目のバイト（Ｂ７）か１番目のバイト（Ｂ６）から引かれて、１番目のバイトの新しい値を生成することを意味する。同様に、３番目の項目はｒ４　２　１Ｊて、これは２番目のバイト（Ｂ７）と１番目のハイド（Ｂ６）か４番目のバイト（Ｂ９）から引かれて、４番目のバイトの新しい値を生成することを意味する。エンクレープ表の次の項目はｒ５　３　４Ｊで、これは３番目のハイド（Ｂ８）と４番目のバイト（Ｂ９）か５番目のバイト（Ｂ１０）から引かれて、５番目のバイトの新しい値を生成することを意味する。最後に、エンクレープ表の最初の項目はｒ３　１　５Ｊで、これは逆オートクレーブ機能の最後に使用される。この項目は１番目のバイト（Ｂ６）と５番目のバイト（ＢＩＯ）が３番目のバイト（Ｂ８）から引かれて、３番目のバイトの新しい値を生成することを意味する。これらすべてのモジュラ計算の結果か、バイト８６〜ＢＩＯを含む最終ブロックとして第１５図に示されている。逆可変キー付加か第１６図に図表で示されている。逆可変キー付加用としてキー表メモリ１１６から選択される特定のキーは、バイトＣ（ｂＣと呼ぶ）とマスク２．Ｒによって定まる。これは、値Ｚをｂｃと等しくする第１６図の要素３０２と、ＷをＺＸＯＲマスク２．Ｒと等しくする要素３０４で示されている。値Ｗは、逆可変キー付加のその特定のラウンド時での使用として、キー表メモリ１１６からキーを選択するのに使用される。キーＷのＩＯバイトは第１６図の要素３０６として示されている。その後、要素３００のバイトのブロックにおける各バイトか、排他的ＯＲ機能で、要素３１０の一連の排他的ＯＲを介して、キーＷの対応するバイトと組み合わされる。例えば、ｂｌ　ＸＯＲキーＷｌはＢｌを生成する。同様に、ｂ２　ＸＯＲキーＷ２はＢ２を生成する。

唯一の例外は、変換されるプロず、変更なしで直接ＢＣになることである。これは、変換される要素３００のデータの各バイトと関連した要素３１０の一連の質問で表されている。Ｃがバイト数と等しい場合、そのバイトは対応キーバイトと組み合わされない。逆可変キー付加のラウンドを経たデータブロックが第１６図の要素３１２として示されている。

第１２図の逆可変転置を第１７図のブロック図で詳しく説明する。変換されるデータは要素３２０でバイトｂ１−ｂｌＯとして表されている。転置の実行に転置表メモリ１０８のどれかの表を選択するために、データのｌＯバイトの値を要素３２２でモジュラ計算を用いて合計し、要素３２４の値Ｚを生成する。要素３２４で生成された１２を、要素３２６のビット毎の排他的ＯＲ機能で、マスク表メモリ１１０からのマスクｌ、Ｒと組み合わせることによって値Ｗを生成する。例えば、復号化の最初のラウンドでは、要素３２６でマスク１．１を使用して、Ｚとの排他的ＯＲ演算でＷを生成する。

そして、操作は要素３２８へ進み、第４図との関連で既に示された転置表項目を単に逆に使用する標準逆転置か、データブロックに対して、Ｐ′Ｗて表される転置表Ｗからの指令を使用して実行される。逆装置操作されたデータブロックか、第１７図の要素３３０にバイトＢｌ〜ＢＩＯとして示されている。暗号化プロセスで暗号化されるデータの１０バイト全てを用いて、変換に使用する転置表を選択したので、どの転置表を使用すべきか決定するために暗号文の１０バイト全てを再び合計することによって、同じデータを復号化できる。これは、転置操作か単に値の順序を並べ変えたから可能である。暗号化段階で使用された情報は、データの値を再度合計することによって抽出できる。

例上記本発明の暗号化システムの実施例を使用した平文データのｌＯバイトブロックの暗号化例を詳細に示す。

システムは転置表、換字表およびエンクレープ表で初期化しなければならない。

この例で使用される、上記ガイドラインに従って生成された表は、それぞれ以下の表■、ＩＩＡとＢ１およびＩＩＩに示される。そして、キー表およびマスク表を作成するためにＩＯバイトの初期キ−が選択される。この個用として当初キーは次のように選択される。

キー＝　２７１１５２１１１２４１２９２１７８１当初キーの最初の５個の値を合計する（ｍａｄ　１２８　）　：（２７＋ｌ１５＋２１＋１＋１２）　ｍｏｄ　１２８　□　１７６　ｍｏｄ　１２８　＝４８従って、転置表４８を使用する。

当初キーの最後の５個の値を合計する（ｍａｄ　１６）　：（４１＋２＋９２＋１７＋８１　）　ｍａｄ　１６　＝　２３３　ｍｏｄ　１６　＝　９従って、換字表９を使用する。

キーをとる：　２７１１５２１１１２４１２９２１７８１換字（表９）：転置（表４８）。

現在のキープロックの値３〜７を合計する（ｍｏｄ　３２）（５０＋７３＋１０９＋１５＋１０２）　ｍｏｄ　３２　＝　３４９　Ｍｏｄ　３２　＝　２９従って、エンクレープ表２９を次のステップで使用する現在のキーブロック：エンクレープ（表２９）・３り　３４５５　６３９７３７４　１０７　１０９３３従って、ｋｅｙｏ＝当初キーを用いてキー表のｋ　ｅ　ｙＯである第１のキーを作成したことが理解されよう。上記ステップを再生して、キー０を用いてキー１を生成し、キー１を用いてキー２を生成し、最後にキー１２６を用いてキー１２７を生成する。上記当初キーを使用して完成されたキー表は、後で表ＩＶに示される。

次に、先に生成されたキー表を使用してマスク表を生成する。第１のマスクであるマスク１の１番目のバイトつまり１番目の値を生成するために、キー０〜キー３１の１番目のバイトの値を合計する（ｍａｄ　１２８　）　：０＋１０＋２６＋Ｏ＋１０２＋１０５＋１１１＋９１＋９５＋６８＋６＋７０＋９５＋６７＋５５＋３９＋１０９＋２３＋３９＋３１＋１２０＋５０＋４６＋７１＋３４＋４８＋１０５＋５１＋４５＋１２３＋４＋１　＝１８４０　ｍｏｄ　１２８　＝　４８従って、マスクｌの１番目の値つまり１番目のバイトは４８である。

マスクｌの値２はキー０〜キー３１のバイト２の値の合計である（ｍｏｄ　１２８　）。マスク１の値３はキー０〜キー３１のバイト３の値の合計である（ｍｏｄ　１２８　）。マスクｌの値４はキー０〜キー３１のバイト４の値の合計である（（５０）　）。マスク１の値５はキー０〜キー３１のハイド５の値の合計である（ｍｏｄ　１２８　）。マスク１の値６はキー０〜キー３１のバイト６の値の合計である（ｍｏｄ　１２８　）。マスク１の値７はキー０〜キー３１のバイト７の値の合計である（ｍｏｄ　１２８　）。マスク１の値８はキー０〜キー３１のバイト８の値の合計である（ｍｏｄ　１２８　）。マスクｌの値９はキー０〜キー３１のバイト９の値の合計である（ｎｏｄ　１２８　）。マスクｌの値１０はキー０〜キー３１のバイトｌＯの値の合計である（ｍｏｄ　１２８　）。

同様に、マスク２の１０個のバイトないし値かキー３２〜キー６３から生成され、マスク３の値がキー６４〜キー９５から生成され、マスク４の値がキー９６〜キー１２７から生成される。　表ＩＶのキー表から生成されて完成されたマスク表を下に示す。

マスク１＝　４８　２１２１　１８　６０１０５　３３　５０　１１　６０マスク２＝　２６　７８　２４　７２　６９　１３　７７　４３　９　９９マスク３　＝　６４１１３　７２　６１　３７　１３　４９　７１　２４　６０マスク４　＝　１０４　６２　６９　８７　１８　３１１０２１０１　３２１２５これてキーおよびマスク表が初期キー（いずれの表にも含まれない）から生成されたので、これに加えて後て示す表Ｉ、ＩＩＡとＩＩＢ、およびｒ　ｒ　■ノ装置、エンクレープおよび換字表を用いてデータを暗号化できる。

本発明のシステムのもとに、ＩＯの暗号化ラウンドで、平文データの特定のブロックが暗号化される。

ラウンドＩブロック（ＢＬＯＣＫ）　＝　１０４１０１１０８１０８１１１　３２１１６１０４　ｌｏｔ　１１４（ａ）可変転置。

ブロックのすべての値を加える（＋ｕｏｄ　１２８　）　：ｉ０４＋１０１＋１０８＋１０８＋１１１＋３２＋１１６＋ＩＱ４＋１０１＋１１４　＝　９９９　ｍａｄ　１２８　＝　１０３ラウンド１用のマスクＩの値（マスク１．１）＝４８４８転置ブロックＸＯＲマスク１．１の合計：　２０３　ＸＯＩ？　４８＝８７従って、転置用として転置表８７を使用する。

転置前のブロック：転置後のブロック：（ｂ）最初のキー付加。

ラウンドｌ用のマスク２の値（マスク２．１）＝２６第１のキー＝ブロックＸＯＲマスク２．１の値１：１０８ＸＯＲ２６＝　１１８従って、最初のキー付加用としてキー１１８を使用する。

キー付加前のブロック：１０８１０４１０１１０１１０４１１４　３２１０８１１１１＋６キー付加後のブロック：（ｃ）第２のキー付加。

第２（７）キー＝ブロックＸＯＲマスク２．１の値２：１１３ＸＯＲ２６＝　１０７従って、第２のキー付加用としてキー１０７を使用する。

キー付加前のブロック：＋０８１１３　８５　７４１０５１０２　８５　９１１２４　５５キー付加後のブロックニア２１１３１２０　６４　９４　９３　５６１１８　３０　４７（ｄ）可変エンクレープ。

エンクレープ表＝マスク３．１の値（ｍｏｄ　３２）　＝　６４２　ｍ。

ｄ　３２　＝　０従って、エンクレープ用としてエンクレープ表０４を使用する。

エンクレープ前のブロックニアｊｌ１３１２０　６４　９４　９３　５６１１８　３０　４７エンクレープ後のブロック：（ｅ）最初の可変換字。

ラウンド１用のマスク４の値（マスク４．１）＝１０４第１の換字表＝ブロックＸＯＲマスク４，１の値１，２ＸＯＲ１０４＝　１０従って、最初の換字用として換字表１０を使用する。

換字前のブロック：換字後のブロック：（ｆ）第２の可変換字。

第２の換字表＝ブロックＸＯＲマスク４．１の値２：６０ＸＯＲ１０４＝　４従って、第２の換字用として換字表４を使用する。

換字前のブロック：換字後のブロック：ラウンド２ブロック＝　１０３　６０　８２　７４　１８　３８　ＩＩ　４９　５０１＋（ａ）可変転置。

ブロックのすべての値を加える（ｍｏｄ　１２８　）　：１０３＋６０＋８２＋７４＋１８＋３８＋１１＋４９＋５０＋１１０　＝　５９５　ｍｏｄ　１２８　＝　８３ラウンド２用のマスグーの値（マスク１．２）＝２転置表＝ブＯツクＸＯＲマスク１，２ノ合計：８３ＸＯＲ２＝８１従って、転置用として転置表８１を使用する。

ラウンド２用のマスク２の値（マスク２．２）＝７８第１（７）キー＝プロツ’ ）　Ｘ０Ｒｖスク２．２　ｃ７）値２：６０ＸＯキー付加前のブロック：キー付加後のブロック：（ｃ）第２のキー付加。

第２のキー＝ブロックＸＯＲマスク２，２の値３　：　９　Ｘ０Ｒ７８＝　７１従って、第２のキー付加用としてキー７１を使用する。

キー付加前のブロック：キー付加後のブロック：（ｄ）可変エンクレープ。

エンクレープ表＝マスク３．２の値（ｍｏｄ　３２）　＝　１１３　ｍｏｄ３２　＝　１７従って、エンクレープ用としてエンクレープ表１７を使用する。

エンクレープ前のブロック：エンクレープ後のブロック：（ｅ）　ｆ＆初の可変換字。

ラウンド２用のマスク４の値（マスク４．２）＝６２第１の換字表＝ブロックＸＯＲマスク４．２の値２．３７ＸＯＲ６２＝　１１従って、最初の換字用として換字表１１を使用する。

第２の換字表＝ブロックＸＯＲマスク４．２の値３６８ＸＯＲ６２＝　１０従って、第２の換字用として換字表１０を使用する。

換字前のブロック・換字後のブロック：（ａ）可変転置。

ブロックのすべての値を加える（ｍｏｄ　１２８　）　・９９＋１２２＋６８＋９＋１１４＋０＋５３＋５１＋９２＋４９　＝　６５７　ｍｏｄ　１２８　＝　１７ラウンド３用のマスク１の値（マスク１．３）＝１２１転置表＝ブロックＸＯＲマスク１．３の合計：　１７　ＸＯＲ１２１＝　１０４従って、転置用として転置表１０４を使用する。

ラウンド３用のマスク２の値（マスク２．３）＝２４第１のキー＝ブロックＸＯＲマスク２，３ノ値３　：　５１　ＸＯＲ２４・４３従って、最初のキー付加用としてキー４３を使用する。

キー付加前のブロック：キー付加後のブロック：（ｃ）第２のキー付加。

第２のキー＝ブロックＸＯＲマスク２，３の値４・　１２６ＸＯＲ２４＝　１０２従って、第２のキー付加用としてキー１０２を使用する。

キー付加前のブロック。

キー付加後のブロック：（ｄ）可変エンクレープ。

エンクレープ表＝マスク３，３の値（ｍｏｄ　３２）　＝　７２　ｍｏｄ３２＝８従って、エンクレープ用としてエンクレープ表８を使用する。

エンクレープ前のブロック：エンクレープ後のブロック：（ｅ）最初の可変換字。

ラウンド３用のマスク４の値（マスク４．３）＝６９第１の換字表＝ブロックＸＯＲマスク４，３の値３・　１８ＸＯＲ６９＝　７従って、最初の換字用として換字表７を使用する。

換字前のブロック。

換字後のブロック。

（ｆ）第２の可変換字。

第２の換字表＝ブロックＸＯＲマスク４，３の値４：３０ＸＯＲ６９＝　１１従って、第２の換字用として換字表１１を使用する。

換字前のブロック：換字後のブロック：ラウンド４ブロック＝　３　１００　１０７　３０　１３　５４　５８　５８　３６　１（ａ）可変転置。

ブロックのすべての値を加える（ｍｏｄ　１２８　）　：３＋１００＋１０７＋３０＋１３＋５４＋５８＋５８＋３６＋１４　＝４７３　ｍｏｄ　１２８　＝　８ラウンド４用のマスク１の値（マスク１．４）＝１８転置表＝ブロックＸＯＲマスク１，４の合計：　８９　ＸＯＲ１８＝７５従って、転置用として転置表７５を使用する。

転置前のブロック：転置後のブロック：（ｂ）！初のキー付加。

ラウンド４用のマスク２の値（マスク２．４）＝７２第１のキー＝ブロックＸＯＲマスク２，４の値４：１００ＸＯＲ７２＝　４４従って、最初のキー付加用としてキー４４を使用する。

第２のキー＝ブロックＸＯＲマスク２．４の値５・　３６　ＸＯＲ７２＝　１０８従って、第２のキー付加用としてキー１０８を使用する。

キー付加前のブロック。

キー付加後のブロック：（ｄ）可変エンクレープ。

エンクレープ表＝マスク３．４の値（ｍａｄ　３２）　＝　６１　ｍｏｄ３２・２９従って、エンクレープ用としてエンクレープ表２９を使用する。

ラウンド４用のマスク４の値（マスク４．４）＝８７第１の換字表＝ブロックＸＯＲマスク４，４の値４：９８ＸＯＲ８７・５従って、最初の換字用として換字表５を使用する。

第２の換字表＝ブロックＸＯＲマスク４，４の値５：５８ＸＯＲ８７＝　１３従って、第２の換字用として換字表１３を使用する。

換字前のブロック：換字後のブロック：ラウンド５ブロック＝　１２２　２８　８１　２９　５８　１２７　２２　１６　２６（ａ）可変転置。

ブロックのすべての値を加える（ｍｏｄ　１２８　）　：１２２＋２８＋８１＋２９＋５８＋１２７＋２２＋１６＋２６＋４９　＝　５５８　ｍａｄ　１２８　＝ラウンド５用のマスク１の値（マスク１．５）＝６０転置表＝ブロックＸｏＲマスクｌ、５の合計：　４６　ＸＯＲ６０＝　１８従って、転置用として転置表１８を使用する。

ラウンド５用のマスク２の値（マスク２．５）＝６９第１のキーニブロックＸＯＲマスク２，５の値５　：　２８　ＸＯＲ６９＝　８９従って、最初のキー付加用としてキー８９を使用する。

キー付加前のブロック；キー付加後のブロック：（ｃ）第２のキー付加。

第２（７）キー＝ブロックＸＯＲマスク２，５の値６　：　７４　ＸＯＲ６９＝　１５従って、第２のキー付加用としてキー１５を使用する。

エンクレープ表＝マスク３．５の値（ｎｏｄ　３２）　＝　３７　ｍｏｄ３２＝　５従って、エンクレープ用としてエンクレープ表５を使用する。

ラウンドｓ用のマスク４の値（マスク４．５）＝１８第１の換字表＝ブロックＸＯＲマスク４，５の値５：５４ＸＯＲ１８＝　４従って、最初の換字用として換字表４を使用する。

第２の換字表＝ブロックＸＯＲマスク４，５の値６：８９ＸＯＲ１８＝　１１従って、第２の換字用として換字表１１を使用する。

換字前のブロック：換字後のブロック：ラウンド６ブロック＝　１００　２４　１２６　１２２　１０８　８９　３９　４５　９３（ａ）可変転置。

ブロックのすべての値を加える（ｍｏｄ　１２８　）　・１００＋２４＋１２６＋１２２＋１０８＋８９＋３９＋４５＋９３＋２８　＝　７７４　ｍｏｄ　１２８＝６ラウンド６用のマスク１の値（マスク１．６）−１０５転置表＝ブロックＸＯＲマスク１，６の合計：　６　ＸＯＲ１０５；１１１従って、転置用として転置表１１１を使用する。

ラウンド６用のマスク２の値（マスク２．６）＝１３第１のキー＝ブロックＸＯＲマスク２，６の値６・　１０８ＸＯＲ１３＝　９７従って、最初のキー付加用としてキー９７を使用する。

キー付加前のブロック・キー付加後のブロック：（ｃ）第２のキー付加。

第２のキー＝ブロックＸＯＲマスク２．６の値７：９９ＸＯキー付加前のブロック：キー付加後のブロック：９４　６３　１３　９４　１２１　３３　９９　７０　１１．８　１１（ｄ）可変エンクレープ。

エンクレープ表＝マスク３．６の値（ｍｏｄ　３２）　＝　１３　＝　ｍ。

ｄ　３２　＝　１３従って、エンクレープ用としてエンクレープ表１３を使用する。

ラウンド６用のマスク４の値（マスク４．６）＝３１第１の換字表＝ブロックＸＯＲマスク４．６の値６：１１７ＸＯＲ３１＝　１０従って、最初の換字用として換字表１０を使用する。

換字前のブロック：換字後のブロックニア８　６５　３０　１２５　１７　１１７　５７　６１　８９　３８（ｆ）第２の可変換字。

第２の換字表＝ブロックＸＯＲマスク４，６の値７：５７ＸＯＲ３１＝　６従って、第２の換字用として換字表６を使用する。

換字前のブロックニア８　６５　３０　１２５　１７　１１７　５７　６１　８９　３８換字後のブロック：（ａ）可変転置。

ブロックのすべての値を加える（ｍｏｄ　１２８　）　：６＋９２＋７６＋３０＋１２０＋６６＋５７＋５１＋５８＋８０　＝　６３６　ｍｏｄ　１２８　＝　１２ラウンド７用のマスク１の値（マスク１．７）＝３３転置表＝ブロックＸｏＲマスク１，７の合計：　１２４　ＸＯＲ３３＝９３従って、転置用として転置表９３を使用する。

ラウンド７用のマスク２の値（マスク２．７）＝７７第１のキー＝ブロックＸＯＲマスク２，７の値７：５８ＸＯキー付加前のブロック：キー付加後のブロック。

（ｃ）第２のキー付加。

第２のキー＝ブロックＸＯＲマスク２，７の値８：３２ＸＯＲ７７＝　１０９従って、第２のキー付加用としてキー１０９を使用する。

エンクレープ表＝マスク３，７の値（ｍｏｄ　３２）　＝　４９　ｍｏｄ３２　＝　１７従って、エンクレープ用としてエンクレープ表１７を使用する。

エンクレープ前のブロック：エンクレープ後のブロック・（ｅ）最初の可変換字。

ラウンド７用のマスク４の値（マスク４．７）＝１０２第１の換字表＝ブロックＸＯＲマスク４，７の値７：９４χＯＲ１０２＝　８従って、最初の換字用として換字表８を使用する。

第２の換字表＝ブロックＸＯＲマスク４，７の値８：９９ＸＯＲ１０２＝　５従って、第２の換字用として換字表５を使用する。

換字前のブロック：換字後のブロック：（ａ）可変転置。

ブロックのすべての値を加える（ｍｏｄ　１２８　）　：８５＋９８＋３６＋５７＋８３＋５１＋９０＋９９＋４９＋９　＝　６５７　ｍｏｄ　１２８　＝１７ラウンド８用のマスクｌの値（マスク１．８）＝５０転置表＝ブロックＸＯＲマスク１．８の合計：ｌ７ＸＯＲ５０＝３５従って、転置用として転置表３５を使用する。

ラウンド８用のマスク２の値（マスク２．８）＝４３第１のキー＝ブロックＸＯＲマスク２．８の値８　：　５１　ＸＯＲ４３＝　２４従って、最初のキー付加用とし、てキー２４を使用する。

第２のキー＝ブロックＸＯＲマスク２，８の値９　：　７９　ＸＯＲ４３＝　１００従って、第２のキー付加用としてキー１００を使用する。

エンクレープ表＝マスク３，８の値（ｍａｄ　３２）　＝　７１　ｍｏｄ３２：７従って、エンクレープ用としてエンクレープ表７を使用する。

エンクレープ前のブロック：エンクレープ後のブロックニア　６３　７０　６　１１３　４０　９６　６２　１９　６１（ｅ）最初の可変換字。

ラウンド８用のマスク４の値（マスク４．８）＝１０１第１の換字表＝ブロックＸＯＲマスク４，８の値８６２ＸＯＲ１０１＝　１１従って、最初の換字用として換字表１１を使用する。

換字荊のブロックニア　６３　７０　６　１１３　４０　９６　６２　１９　６１換字後のブロック：８７　４８　９１　１２１　８０　９４　５２　６２　＋１０　７０（ｆ）第２の可変換字。

第２の換字表＝ブロックＸＯＲマスク４，８の値９・　１１０ＸＯＲ１０１＝　１．１従って、第２の換字用として換字表１１を使用する。

換字前のブロック：換字後のブロック：ラウンド９ブロック＝　２５　１２４　９５　２３　６７　８８　１０２　７９　１１０（ａ）可変転置。

ブロックのすへての値を加える（ｍｏｄ　１２８　）　：２５＋１２４＋９５＋２３＋６７＋８８＋１０２＋７９＋１１０＋９１　＝　８０４　ｍｏｄ　１２８　＝ラウンド９用のマスク１の値（マスク１．９）＝１１転置表＝ブロックＸＯＲマスク１．９の合計：　３６　ＸＯＲ１１＝４７従って、転置用として転置表４７を使用する。

転置前のブロック：転菫後のブロック：９Ｉ　９５　１２４　７９　８８　２３　２５　１０２　１１０　６７（ｂ）最初のキー付加。

ラウンド９用のマスク２の値（マスク２．９）＝９第１のキー＝ブロックＸＯＲマスク２，９の値９：１１０ＸＯＲ９＝　１０３従って、最初のキー付加用としてキー１０３を使用する。

第２のキー＝ブロックＸＯＲマスク２，９の値１０：４４ＸＯＲ９＝　３７従って、第２のキー付加用としてキー３７を使用する。

キー付加前のブロック：キー付加後のブロックニア１　１２０　２０　６　１１４　８９　１０９　３２　６９　４４（ｄ）可変エンクレープ。

エンクレープ表＝マスク３．９の値（ｍｏｄ　３２）　＝　２４　ｍｏｄ３２　＝　２４従って、エンクレープ用としてエンクレープ表２４を使用する。

エンクレープ前のブロックニア１　１２０　２０　１１４　８９　１０９　３２　６９　４４エンクレープ後のブロック：（ｅ）最初の可変換字。

ラウンド９用のマスク４のイ直（マスク４．９）＝３２第１の換字表＝ブロックＸＯＲマスク４，９の値９：１０６ＸＯＲ３２＝　１０従って、最初の換字用として換字表１０を使用する。

換字前のブロック：換字後のブロック゛（ｆ）第２の可変換字。

第２の換字表＝ブロックＸＯＲマスク４，９の値１０：　６７　ＸＱＲ３２＝　３従って、第２の換字用として換字表３を使用する。

換字前のブロック：換字後のブロック：ラウンドＩＯブロック＝　２４　４９　８８　１０５　９４　７１　２４　１２４　１２５（ａ）可変転置。

ブロックのすべての値を加える（ｍｏｄ　１２８　）　：２４＋４９＋８８＋１０５＋９４＋７１＋２４＋１２４＋１２５＋６７　＝　７７１　ｍｏｄ　１２８　＝ラウンド１０用のマスク１の値（マスク１．１０　）＝３転置表＝ブロックＸＯＲマスク１．１０　の合計：３ＸＯＲ６０＝６３従って、転置用として転置表６３を使用する。

ラウンド１０用のマスク２の値（マスク２．ｔｏ）＝９９第１のキー＝ブロックＸＯＲマスク２．１０　の値ｌＯ：　７１　ＸＯＲ９９＝　３６従って、最初のキー付加用としてキー３６を使用する。

キー付加前のブロック。

キー付加後のブロック：１１０　９　１１４　７０　７０　９６　９＋　１１７　１２　７１（ｃ）第２のキー付加。

第２のキー＝ブロックＸＯＲマスク２，１０　の値１０・　７１　ＸＯＲ９９＝　３６従って、第２のキー付加用としてキー３６を使用する。

キー付加前のブロック：１１０　９　１１４　７０　７０　９６．９１　１１７　１２　７１キー付加後のブロック：（ｄ）可変エンクレープ。

エンクレープ表＝マスク３．ＩＯの値（ｍｏｄ　３２）　＝　６０　ｍｏｄ３２・２８従って、エンクレープ用としてエンクレープ表２８を使用する。

ラウンド１０用のマスク４の値（マスク４．１０　）　＝　１．２第１の換字表＝ブロックＸＯＲマスク４，１０　の値１０−１２２　ＸＯＲ１２５＝　７従って、最初の換字用として換字表７を使用する。

第２の換字表＝ブロックＸＯＲマスク４，１０　の値１０゜１２２　ＸＯＲ１２５＝　７従って、第２の換字用として換字表７を使用する。

換字前のブロック：換字後のブロック：伝送されるブロック：本発明による１０ラウンドの暗号化の結果、平文ブロックは以下のように暗号文ブロックに変換された。

平文。

以上、この発明の現在のところ好適な実施例を記載したが、付加された請求項の範囲内で別の実施か可能であることを理解されたい。

表１−転ｉｉＩ授転１１１０６＝　２　５　３８１０　９　６　４　１　７転＠１０７＝　２　９　６　１　７　８　５　４　１　１００　９０　４７　１９　９０　２５　１２］　５５　］−１９９１４１１，０７４４９８１１７１２１１１１２４７０４３３６１工１　１０ｆｌｌ　６７　８７１２　９４　６６　コ５　１１コ　１０　５Ｂ　８コ　２５１３　１２６　１１０　８４　１２６　１２ｏ　４８　６９　７４１４　２５　３７　９４　１２コ　１０６　６０　９　７１５１２５７コ　１０７　３５　１１４　８９　９コ　１２６１６　８　１２７　５８　６７　２７　２１　１コ　２９２６　８コ　１１１　１００　７　１１２　３１　７７　８２７　６８　Ｂ６　１１６　９８　１１７　４１　５０　４２９　１２コ　５コ　２８　４３　５０　１０　１０４　９２４９　１０６　コロ　６７　１１１　９７　１１５　６１　２０５３　４８　９９　７２　１１　９９　Ｂ２　２５　４３５９　１０　７１　６９　７４　７４　８Ｂ　４　８９６６　１１０　４４　ＬＯ：ｌ　７７　６２　７　１６　１．６６８　８９　５６　１０９　コ２　２９　１８　コ２　３２７１　１コ　コ２　コア　ＩＱコ　１７　８４　２４　５６７４　９３　７６　９　Ｉｎ　５４　１１４　１２４　９１７７　５２　１　８　９２　６０　５４　１２１　１コア８　９５　１０４　４８　５６　４６　１７　６　１７９　２０　１２１　４１　１２１　７コ　９３　ｌｏｇ　１０コ８１　６４　７２　２コ　８　８６　９５　６０　４０８２　２９　２４　ｌ　２コ　５３　４４　２７　２１８コ　２３　４１　２７　５１　１２７　７８　７１　Ｂ２Ｓ３　４７　８　７４　６４　１００　１１９　コ８　１１７表ｌｌ８−換字表−バート日先学　表８表９表１０表１１　表１２　表１３表１４表１５６２　８９　１２０　１、　７９　１　９　１２７　１１４６５　１０９　９］　１０７　９　５２　７６　Ｂ２　１２２６６　６２　４４　８　１５　６１　１０２　７　：１９６７　７４　３４　１ユ２　１１１　９６　１９　１０　１０２６Ｂ　２２　４０　１４　１２２　＋３６　１２０　７８　ｕＢ６９　０　４５１０２　９０　８コ　４７　４１　５３１　２９　１０　４２　５８　３コ　８２　８７　３１７２　１１４　１１２　５　８６　フ７　９１　１１２　１２５７３コ１：Ｌ７５３７５１１４６９１０６７５７４　９１　２２　Ｂ８　９３　３８　１７　８６　６２８０　１　コロ　７１　６７　Ｅ１４　２Ｂ　１１９　８７８１　６７　７コ　１２４　１１９　７：ｌ　１０７　６　１０８２　４コ　４７　２７　４２　１２５　１１ａ　１０５　７６ｇ８　１８　３　７５　３０　１４　９４　７９　７２８９　９６　７９　７８　１０９　６８　１２６　１２コ　７８９０　７５　７５　２６　１０３　２９　１０９　１０コ　２９１　６　１０１、　１１１　９５　６５　５３　５３　１２９２　１１　７４　６７　１２６　３１　ＥＤ　１２　４７９３　ｎｏ　１０８　１２６　１６　１１０　５０　１２４　１７９５　９　４２　１１７　１１コ　３９　１２　９　９Ｂ９６　１６　Ｂ２　３４　５２　１０１　１７　１１０　４３１２７　５８　６９　６３　１０１　６４　９３　４タ　７９２５４２４１１５３１コ５３１２　４２３　２１４　４１コ表５＝１４コ２４１２３４５コ１５１２　４５３　３’Ｊ−２３５２２３４１２５１５：ｌ　１４３コ２５５コ４５４１４２５４５１コ１２４２５２１４表６：　１５４　１５２　３５２　５１４コ１２２１３４２１３４２５４コ４コ５１コ４４３１４２５コ４１２４５１２５２コ１５２４５１１２５コ！！７：　２５１　２１５　５４２　コ　５４５１２１５２２１コ４３２３４５５４コ３２５５２１４２コ４コ１４３１２１５１コ４　３２４　１５４　１４３表８：　２５４　１２４　４２５　２３１１２：３５３１２コ４５２４コ４１２４５１５３１５２４コ５コ５２５１２３４５表　９　：　１　コ　２　４１２　４５１　４３２５１］１コ５１２〕コ１５２５４　３２１　５］２　５４１４２５　５４　〕　ｌ１４　２５３表１０：　１４］　５４３　５２３２５１’３１５　１５４　：ｌ１２　５１４５２４　３１２　２５４　１２　］４コ２４２１４コ１４３５表１１：　５１２　１４２　２４５　３１４４５３２３１コ５４２４コ２］１３２５４コ１１５２；屹ε１３：２コ１４２５３２４５２４１．４２　５３１．　２４５　３１５コ１５３１２５１２２４］４５コ１４］１５］１：１２２１４　４２５　１５２　３４Ｌ１４３１４：ｌコ２４２１３４５１　３５１　５１コ　５３４］　５４　２４３　４２３　１２４２３１４１２２５１コ４２４１コ１２５３’Ｊ−４４５１１２コ４５２５コ２４５２ ’３１５１２４コ２４２：１４５コ４５１コ４５１１４５５１２５１３コ５４１４２１５コ１４２４１コ４２３５１コ２４５３４５３２５コ５２５２１１２コ２５４３４１１コ５４１５５１コ１２４５２４コ２４１コ４表２１：２４５５２３４５〕１コ２コ５１コ４２５４２２１４５１２４５１２コ１コ２５１３４１コ５１２５４５１４２３　２１４　３’ｒ４　５４］１５コ２コ５５１２コ４２４２５１４２４２コ１２５２コｌ：１１４３４５４１：１５２１　１コ４　１４２　３５４コ１４２５３３５４５２：１３２４１４コ２５コ１５４４５：Ｌ　５１４　５１４　２４３１コ２４２５４コ１５３２１３５　２１コ　１４５　２５３５２３３５２５１２コ１２２４１１４５４コ１５２４２３４　１：１５　２１５　：１１２５１コ４２１４５コ４５１コ５１３５２１４２２コ４表２９：４５３４コ２２コ１］４２１１２５４コ５２４４３５〕　２５　１２４　１４］　５２１２４１コ１５１１５１５：１５１コ　コ５４　４３２　１４コ１２５　５２］−５２４２：１４４コ２１３５３１５５２１３１５　１５コ　１４２　４２１４５２　３４２　５］１　２］５表ＩＶ−キー表キー　０＝　０　コ４　５５　６３　９　７コ　７４　１０７　１０９　ココキー　１＝　１０　６２　４８　８５　３２１０１　８　０　６３　５６キー　２＝２６　５９　７５　９７　ココ８０　８　６　７’３　２６キー　５−１０５　６７　８９　１４　８０　５１　２８　１２２　２６　１１５キー　６−　１１１　１０５　４４　０　４２　６コ　１４　工２１　４９　２Ｂキー　７−　９１　７０　５２　５８　８８　工５　１０７　２２　５１　４８キー　８＝　９５　９１　２１　２２　１０９　８０　７９　６４　６０　２キー　９＝６８Ｓコ　１１５　９９　５４　５６　９４　５６　２７　２７キー　１０＝　６　８６　１１６　１２２　３８　７９　８コ　１１６　４８　６０キ〜ｌｌ＝　７０　：１１　４８　４４　１．！１　４４　０　５５　３４　５７キー１２＝　９５　７３５０　６９　６７　２２　２１　７９　２４　９キー　１コ　＝　６７　１０２　１１７　６　２８　２４　２　０　９３　１０７キー　２５＝　４８　７４　７４　９０　９０　６４　３０　１２０　０　１２０キー２６＝１０５　１１５　１２０　１１　５５　２９　７０　２４　６１　１０７図１図２平文値　換字値　平文値５ｎ（ＢＬＯＣに）Ｓ゛、＜ＢＬＯＣＫ）図５８６　８７　８８　８９　Ｂ１０補正書の写しく翻訳文）提出書（特許法第１８４条の８）平成４年２月１７日

Claims

【特許請求の範囲】１．電子デジタルデータを１つの形から他の形に暗号変換する、以下の工程からなる方法、ａ．所定の暗号機能と関連した少なくとも１個の変換表をメモリに設定し、前記表は前記機能に従ってデータの所定の変換を夫々指示する複数のアドレス可能な項目を含む；ｂ．変換される前記データにある特定情報に基づいて前記変換表の前記項目の１つを選択する；そしてｃ．前記変換表の前記選択された項目の指示に従った前記機能によって前記データを暗号変換する。２．電子デジタルデータを１つの形から他の形に暗号変換する際に使用するキー表を生成する、以下の工程からなる方法、ａ．当初キーを設定する；ｂ．所定の暗号機能と関連した少なくとも１個の変換表をメモリに設定し、前記表は前記機能に従ってデータの所定の変換を夫々指示する複数のアドレス可能な項目を含む；ｃ．前記当初キーにある特定情報に基づいて前記変換表の前記項目を少なくとも１つ選択する；ｄ．前記変換表の前記選択された項目の指示に従った前記機能によって前記当初キーを変換する；ｅ．前記変換された当初キーを項目としてキー表メモリに格納する；ｆ．当初キーまたはキー表メモリに格納されたキーにある特定情報に基づいて前記変換表の前記項目を少なくとも１つ選択する；ｇ．前記変換表の前記選択された項目の指示に従った前記機能によって上記工程（ｆ）で使用されたキーを変換する；ｈ．前記変換されたキーを別の項目としてキー表メモリに格納する；そしてｉ．前記キー表メモリが所望の複数のキーを格納するまで上記工程（ｆ）〜（ｈ）を繰り返し実行する。３．前記当初キーが項目としてキー表メモリに格納されない請求項２の方法。４．上記工程（ｆ）で選択される前記変換表の項目が、キー表メモリに格納された最新のキーの特定情報に基づく請求項２の方法。５．電子デジタルデータを１つの形から他の形に暗号変換する際に使用するキー表を生成する、以下の工程からなる方法、ａ．複数のバイトを持った当初キーを設定する；ｂ．夫々が所定の暗号機能と関連した複数の変換表をメモリに設定し、前記表は前記機能に従ってデータの所定の変換を指示する複数のアドレス可能な項目をそれぞれ含む；ｃ．前記当初キーにある特定情報に基づいて前記変換表夫々の前記項目を少なくとも１つ順次選択する；ｂ．前記変換表の前記選択された項目の指示に従った前記機能によって前記当初キーを変換する；ｅ．前記変換された当初キーを項目としてキー表メモリに格納する：ｆ．キー表メモリに格納された少なくとも１つのキーにある特定情報に基づいて前記変換表夫々の前記項目を少なくとも１つ順次選択する；ｇ．前記変換表の前記選択された項目の指示に従った前記機能によって上記工程（ｆ）で使用されたキーを変換する；ｈ．前記変換されたキーを別の項目としてキー表メモリに格納する；そしてｉ．前記キー表メモリが所望の複数のキーを格納するまで上記工程（ｆ）〜（ｈ）を繰り返し実行する。６．前記当初キーが項目としてキー表メモリに格納されない請求項５の方法。７．上記工程（ｆ）で選択される前記変換表の項目が、キー表メモリに格納された最新のキーの特定情報に基づく請求項５の方法。８．前記変換表が、変換される前記キーに対する特定の換字を指示するための複数の項目を持った換字表を含む請求項５の方法。９．前記変換表が、変換される前記キーに対する特定の転置を指示するための複数の項目を持った転置表を含む請求項５の方法。１０．前記変換表が、変換される前記キーに対する特定の変換を指示するための複数の項目を持ち、前記キーの各バイトがそれ自体とキー中の他の各バイトの関数になるエンクレープ表を含む請求項５の方法。１１．前記変換表が、変換される前記キーに対する特定の換字を指示するための複数の項目を持った換字表と、変換される前記キーに対する特定の転置を指示するための複数の項目を持った転置表を含む請求項５の方法。１２．前記変換表が、変換される前記キーに対する特定の換字を指示するための複数の項目を持った換字表と、変換される前記キーに対する特定の転置を指示するための複数の項目を持った転置表と、変換される前記キーに対する特定の変換を指示するための複数の項目を持ち、前記キーの各バイトがそれ自体とキー中の他の各バイトの関数になるエンクレープ表とを含む請求項５の方法。１３．選択される換字表の項目と、転置表の項目と、エンクレープ表の項目とが、変換されるキーのバイトの一部の値の算術的組合せによって定まる請求項１２の方法。１４．変換される前記キーが、換字表の選択された項目に従って先ず換字され、そして転置表の選択された項目に従って転置され、そしてエンクレープ表の選択された項目に従って変換される請求項１２の方法。１５．選択される換字および転置表の項目が、変換されるキーのバイトの一部の値の算術的組合せによって定まり、選択されるエンクレープ表の項目が、換字および転置後のキーのバイトの一部の値の算術的組合せによって定まる請求項１４の方法。１６．選択される換字表の項目が、変換されるキーのバイトの半分の値の算術的組合せによって定まり、選択される転置表の項目が、変換されるキーのバイトの別の半分の値の算術的組合せによって定まる請求項１５の方法。１７．電子データを１つの形から他の形に暗号変換する、以下の工程からなる方法、ａ．複数のマルチバイトキー項目を持ったキー表をメモリに設定する；ｂ．変換用としてデータのマルチバイトブロックを選択する；ｃ．データブロックの少なくとも１個のバイトの情報にもとづいてキー表から項目を選択する；ｄ．選択されたキーの各バイトをデータブロックの対応バイトと算術的に組み合わせる、但し、キー表から項目を選択するのに使用されるデータブロックのバイトは変更されない；そしてｅ．上記工程（ｃ）および（ｄ）を複数ラウンド、キー表から項目を選択するためにラウンド毎にデータブロック中の異なるバイトを用いて繰り返す。１８．電子データを１つの形から他の形に暗号変換する、以下の工程からなる方法、ａ．複数のマルチバイトキー項目を持ったキー表をメモリに設定する；ｂ．変換用としてデータのマルチバイトブロックを選択する；ｃ．データブロックの少なくとも１個のバイトの情報にもとづいてキー表から項目を選択する；ｄ．選択されたキーの各バイトをデータブロックの対応バイトと算術的に組み合わせる、但し、キー表から項目を選択するのに使用されるデータブロックのバイトは変更されない；そしてｅ．上記工程（ｃ）および（ｄ）を複数ラウンド繰り返す。１９．電子データを１つの形から他の形に暗号変換する、以下の工程からなる方法、ａ．複数のマルチバイトキー項目を持ったキー表をメモリに設定する：ｂ．変換用としてデータのマルチバイトブロックを選択する；ｃ．キーにもとづく決定因の少なくとも１個のバイトの情報にもとづいてキー表から項目を選択する；ｄ．選択されたキーの各バイトをデータブロックの対応バイトと算術的に組み合わせる；そしてｅ．上記工程（ｃ）および（ｄ）を複数ラウンド繰り返す。２０．選択されたキーのビットが、排他的ＯＲ演算によって、変換されるデータブロックの対応ビットと算術的に組み合わされる請求項１７、１８または１９の方法。２１．選択されたキーのバイトの値が、変換されるデータブロックの対応バイトの値に加えられる請求項１７、１８または１９の方法。２２．夫々がキー表の２個以上の値の算術的組合せの結果である複数の項目を持った決定因表をキー表から生成し、キー表から項目を選択するために前記決定国表の項目を、変換されるデータブロックの１つの値と組み合わせる工程を更に含む請求項１７、１８または１９の方法。２３．前記決定因表の異なる項目が各ラウンドで使用される請求項２２の方法。２４．決定因表の項目とデータブロックの前記１つのバイトが排他的ＯＲ演算によって組み合わされる請求項２２の方法。２５．決定因表の項目の値がデータブロックの前記１つのバイトの値に加えられる請求項２２の方法。２６．前記キー表が以下の工程によって設定される請求項１７、１８または１９の方法、ｆ．当初キーを設定する；ｇ．所定の暗号機能と関連した少なくとも１個の変換表をメモリに設定し、前記表は前記機能に従ってデータの所定の変換をそれぞれ指示する複数のアドレス可能な項目を含む；ｈ．前記当初キーにある特定情報にもとづいて前記変換表の前記項目を少なくとも１つ選択する；ｉ．前記変換表の前記選択された項目の指示に従った前記機能によって前記当初キーを変換する；ｊ．前記変換された当初キーを項目としてキー表メモリに格納する；ｋ．当初キーまたはキー表メモリに格納されたキーにある特定情報に基づいて前記変換表の前記項目を少なくとも１つ選択する；１．前記変換表の前記選択された項目の指示に従った前記機能によって上記工程（ｋ）で使用されたキーを変換する；ｍ．前記変換されたキーを別の項目としてキー表メモリに格納する；そしてｎ．前記キー表メモリが所望の複数のキーを格納するまで上記工程（ｋ）〜（ｍ）を繰り返し実行する。２７．前記当初キーが項目としてキー表メモリに格納されない請求項２６の方法。２８．上記工程（ｋ）で選択される前記変換表の項目が、キー表メモリに格納された最新のキーの特定情報にもとづく請求項２６の方法。２９．前記キー表が以下の工程によって設定される請求項１７、１８または１９の方法、ｆ．複数のバイトを持った当初キーを設定する；ｇ．夫々が所定の暗号機能と関連した複数の変換表をメモリに設定し、前記表は前記機能に従ってデータの所定の変換を指示する複数のアドレス可能な項目を夫々含む；ｈ．前記当初キーにある特定情報に基づいて前記変換表夫々の前記項目を少なくとも１つ順次選択する；ｉ．前記変換表の前記選択された項目の指示に従った前記機能によって前記当初キーを変換する；ｊ．前記変換された当初キーを項目としてキー表メモリに格納する；ｋ．キー表メモリに格納された少なくとも１つのキーにある特定情報にもとづいて前記変換表それぞれの前記項目を少なくとも１つ順次選択する；１．前記変換表の前記選択された項目の指示に従った前記機能によって上記工程（ｋ）で使用されたキーを変換する；ｍ．前記変換されたキーを別の項目としてキー表メモリに格納する；そしてｎ．前記キー表メモリが所望の複数のキーを格納するまで上記工程（ｋ）〜（ｍ）を繰り返し実行する。３０．前記当初キーが項目としてキー表メモリに格納されない請求項２９の方法。３１．上記工程（ｆ）で選択される前記変換表の項目が、キー表メモリに格納された最新のキーの特定情報にもとづく請求項２９の方法。３２．前記変換表が、変換される前記キーに対する特定の換字を指示するための複数の項目を持った換字表と、変換される前記キーに対する特定の転置を指示するための複数の項目を持った転置表を含む請求項２９の方法。３３．前記変換表が、変換される前記キーに対する特定の換字を指示するための複数の項目を持った換字表と、変換される前記キーに対する特定の転置を指示するための複数の項目を持った転置表と、変換される前記キーに対する特定の変換を指示するための複数の項目を持ち、前記キーの各バイトがそれ自体とキー中の他の各バイトの関数になるエンクレープ表とを含む請求項２９の方法。３４．電子データを１つの形から他の形に暗号変換する、以下の工程からなる方法、ａ．所定の暗号機能と関連した少なくとも１個の変換表をメモリに設定する、前記表は前記機能に従ってデータの所定の変換をそれぞれ指示する複数のアドレス可能な項目を含む；ｂ．変換される前記データにある特定情報にもとづいて前記変換表の項目を少なくとも１つ選択する；ｃ．工程（ｂ）で選択された変換表の項目の指示に従った前記機能によってデータを暗号変換する；ｄ．上記工程（ｃ）で変換されたデータをキーと算術的に組み合わせる；ｅ．上記工程（ｄ）で変換されたデータにある特定情報に基づいて前記変換表から他の項目を少なくとも１つ選択する；そしてｆ．工程（ｅ）で選択された変換表の項目の指示に従った前記機能により、上記工程（ｄ）で変換されたデータを暗号変換する。３５．工程（ｂ）〜（ｆ）が所定ラウンド数繰り返し実行される請求項３４の方法。３６．電子データを１つの形から他の形に暗号変換する、以下の工程からなる方法、ａ．第１暗号機能と関連した第１変換表と、第２暗号機能と関連した第２変換表をメモリに設定し、前記表は前記機能に従ってデータの所定の変換を夫々指示する複数のアドレス可能な項目を含む；ｂ．変換される前記データにある特定情報に基づいて前記第１変換表の項目を少なくとも１つ選択する；ｃ．工程（ｂ）で選択された第１変換表の項目の指示に従った前記第１機能によってデータを暗号変換する；ｄ．上記工程（ｃ）で変換されたデータをキーと算術的に組み合わせる；ｅ．上記工程（ｄ）で変換されたデータにある特定情報に基づいて第２変換表から項目を少なくとも１つ選択する；そしてｆ．工程（ｅ）で選択された第２変換表の項目の指示に従った第２機能により、上記工程（ｄ）で変換されたデータを暗号変換する。３７．工程（ｂ）〜（ｆ）が所定ラウンド数操り返し実行される請求項３６の方法。３８．電子データを１つの形から他の形に暗号変換する、以下の工程からなる方法、ａ．変換される前記データの特定の転置を指示するための複数のアドレス可能な項目を持った転置表をメモリに設定する；ｂ．変換される前記データの特定の換字を指示するための複数のアドレス可能な項目を持った換字表をメモリに設定する；ｃ．変換される前記データにある特定情報にもとづいて前記転置および換字表の一方の項目を少なくとも１つ選択する；ｄ．上記工程（ｃ）で選択された表項目とそれと関連した機能に従って前記データを暗号変換する；ｅ．上記工程（ｄ）で変換されたデータをキーと算術的に組み合わせる；ｆ．前記転置および換字表の他方の項目を少なくとも１つ選択する：そしてｇ．工程（ｆ）で選択された表項目とそれと関連した機能に従って、上記工程（ｅ）で変換されたデータを暗号変換する。３９．工程（ｂ）〜（ｇ）が所定ラウンド数繰り返し実行される請求項３８の方法。４０．選択される転置表項目が、変換されるデータのバイトの値の算術的組合せによって定まる請求項３８または３９の方法。４１．選択される換字表項目が、変換されるデータの１つのバイトの値によって定まり、換字機能が、換字表からの項目選択に使用されて無変更のままとされるバイトを除くデータ中の全てのバイトに実行される請求項３８の方法。４２．選択される換字表項目が、変換されるデータの１つのバイトの値によって定まり、換字機能が、換字表からの項目選択に使用されて無変更のままとされるバイトを除くデータ中の全てのバイトに実行され、変換されるデータ中の異なるバイトが各ラウンドで換字表項目の選択に使用される請求項３９の方法。４３．変換されるデータをキーと組み合わせる工程が以下の工程を含む請求項３９の方法、ｈ．複数のマルチバイトキー項目を持ったキー表をメモリに設定する；ｉ．変換されるデータの少なくとも１個のバイトの情報に基づいてキー表から項目を選択する；そしてｊ．選択されたキーの各バイトを変換されるデータの対応バイトと算術的に組み合わせる、但し、キー表からキーを選択するのに使用されるデータバイトは変更されず、変換されるデータ中の異なるバイトが各ラウンドで換字表からの項目の選択に使用される。４４．変換されるデータをキーと組み合わせる工程が以下の工程を含む請求項３９の方法、ｈ．複数のマルチバイトキー項目を持ったキー表をメモリに設定する；ｉ．変換されるデータの少なくとも１個のバイトの情報に基づいてキー表から項目を選択する；そしてｊ　．選択されたキーの各バイトを変換されるデータの対応バイトと算術的に組み合わせる、但し、キー表からキーを選択するのに使用されるデータバイトは変更されない。４５．変換されるデータをキーと組み合わせる工程が以下の工程を含む請求項３９の方法、ｈ．複数のマルチバイトキー項目を持ったキー表をメモリに設定する；ｉ．変換されるデータの少なくとも１個のバイトの情報に基づいてキー表から項目を選択する；そしてｊ，選択されたキーの各バイトを変換されるデータの対応バイトと算術的に組み合わせる。４６．選択されたキーのビットが、排他的ＯＲ演算によって、変換されるデータの対応ビットと算術的に組み合わされる請求項４３、４４または４５の方法。４７．夫々がキー表の２個以上の値の算術的組合せの結果である複数の項目を持った決定因表をキー表から生成し、キー表から項目を選択するために前記決定因表の項目を、変換されるデータ１つの値と組み合わせる工程を更に含む請求項４３、４４または４５の方法。４８．前記決定因表の異なる項目が各ラウンドで使用される請求項４７の方法。４９．決定因表の項目と変換されるデータの前記１つのバイトが排他的ＯＲ演算によって組み合わされる請求項４７の方法。５０．　前記キー表が以下の工程で設定される請求項４３、４４または４５の方法、ｋ．複数のバイトを持った当初キーを設定する；ｌ．前記当初キーにある特定情報にもとづいて前記転置および換字表夫々の前記項目を少なくとも１つ順次選択する；ｍ．前記表の前記選択された項目の指示に従った前記換字および転置機能によって前記当初キーを変換する；ｎ．前記変換された当初キーを項目としてキー表メモリに格納する；ｏ．キー表メモリに格納された少なくとも１つのキーにある特定情報に基づいて前記換字および転置表夫々の前記項目を少なくとも１つ順次選択する；ｐ．前記表の前記選択された項目の指示に従った前記換字および転置機能によって上記工程（ｏ）で使用されたキーを変換する；ｑ．前記変換されたキーを別の項目としてキー表メモリに格納する：そしてｒ．前記キー表メモリが所望の複数のキーを格納するまで上記工程（ｏ）〜（ｑ）を穫り返し実行する。５１．前記当初キーが項目としてキー表メモリに格納されない請求項５０の方法。５２．上記工程（ｏ）で選択される前記換字および転置表の項目が、キー表メモリに格納された最新のキーの特定情報にもとづく請求項５０の方法。５３．エンクレープ変換を指示するための複数の項目を持ち、変換されるデータの各バイトがそれ自体とデータ中の他の各バイトの関数になるエンクレープ表を設定し、前記エンクレープ表の前記項目を少なくとも１つ選択し、選択されたエンクレープ表の項目の指示に従ってデータを変換する工程を更に含む請求項３８または４１の方法。５４．キーの２個以上の値の算術的組合せの結果である複数の項目を持った決定因表をキー表から生成し、データのエンクレープ機能変換に使用される項目を選択するために前記決定因表の項目を使用する工程を更に含む請求項５３の方法。５５．エンクレープ変換を指示するための複数の項目を持ち、変換されるデータの各バイトがそれ自体とデータ中の他の各バイトの関数になるエンクレープ表を設定し、前記エンクレープ表の前記項目を少なくとも１つ選択し、選択されたエンクレープ表の項目の指示に従ってデータを変換する工程を更に含む請求項４３，４４または４５の方法。５６．キー表の２個以上の値の算術的組合せの結果である複数の項目を持った決定因表をキー表から生成し、データのエンクレープ機能変換に使用される項目を選択するために前記決定因表の項目を使用する工程を更に含む請求項５５の方法。５７．前記決定因表の異なる項目が各ラウンドで使用される請求項５６の方法。５８．換字機能に付された後の被変換データの特定情報にもとづいて換字表の第２の項目を選択し、選択された第２項目に従った第２換字機能によって前記データを暗号変換する工程を更に含む請求項４２の方法。５９．第２の換字用として選択される換字表項目が、最初の換字機能用に換字表項目を決定するために請求項４１で用いられたバイトを除く被変換データのバイトの１つの値によって定まる請求項５８の方法。６０．請求項４３、４４または４５で用いられたバイトを除く被変換データのバイトの１つの値に基づいてキー表メモリから第２のキーを選択し、選択された第２のキーの各バイトを被データの対応バイトと算術的に組み合わせる、但し、第２のキーを選択するのに使用されるバイトは変更されず、被データ中の異なるバイトが各ラウンドで第２のキーの選択に使用される工程を更に含む請求項４３、４４または４５の方法。６１．電子デジタルデータを１つの形から他の形に暗号変換する、以下の工程からなる方法、ａ．変換されるデータの一部に対してオートクレーブ機能を指示するための複数の項目を持ったエンクレープ表をメモリに設定する；ｂ．偶数のバイトを持ったデータのブロックを選択する；ｃ．前記データブロックを、データブロックのバイトを半分を含む第１半ブロックと、データブロックの残りのバイトを含む第２半ブロックに分割する；ｄ．前記エンクレープ表の第１項目に指示される前記オートクレーブ機能によって第１半ブロックを変換する；ｅ．前記エンクレープ表の第２項目に指示される前記オートクレーブ機能によって、上記工程（ｄ）を経た第１半ブロックを変換する；ｆ．第２半ブロックを、上記工程（ｅ）を経た第１半ブロックと排他的ＯＲ演算で組み合わせて別の第２半ブロックを生成する；ｇ．上記工程（ｆ）で生成された第２半ブロックを、前記エンクレープ表の第３項目に指示される前記オートクレーブによって変換する；ｈ．上記工程（ｇ）で生成された第２半ブロックを、前記エンクレープ表の第４項目に指示される前記オートクレーブによって変換する；ｉ．上記工程（ｈ）で生成された第２半ブロックを、上記工程（ｅ）で生成された第１半ブロックと、排他的ＯＲ演算で組み合わせて別の第１半ブロックを生成する；そしてｊ．上記工程（ｉ）で生成された第１半ブロックを、上記工程（ｈ）で生成された第２半ブロックと結合させて変換済みデータブロックを形成する。６２．使用されるオートクレーブ機能が、変換される半ブロックのバイトを、半ブロック中の他の少なくとも２つのバイトに加えることによって改変し、その後、半ブロックの他の各バイトに対してこの加算プロセスを繰り返し、繰返し毎に異なるバイトを変換されるバイトに加えるために使用する工程を含む請求項６１の方法。