JPH06501350A - デジタルセルラ通信用暗号化システム - 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】 デジタルセルラ通信用暗号化システム 関連出願に対する参照 本出願は、「セルラ通信システム用連続暗号同期」と題された係属中の米国特許 出願連番第５５６，１０２号、及び「ハントオフ時における暗号化システムの再 同期」と題された係属中の米国特許出願第５５６，１０３号、にも関連する主題 を含んでおり、これらは両方ともこれと同じ日付に出願され、本発明の鐘受入に 鐘渡されたものである。このような出願及びその中の開示を、以下参照のために ここに組み入れることにする。 発明の背景 発明の分野 本発明はデジタルセルラ通信システムに関し、更に特定すれば、このようなシス テムにおいてデータ通信の暗号化の方法及び装置に関するものである。 従来技術の歴史 セルラ無線通信は、恐らく、全世界の遠隔通信工業において最も急成長している 分野である。セルラ無線通信システムは、現在稼働中の遠隔通信システムの小さ な断片のみを含むものであるか、この断片は着実に増加し、そう遠くない将来に おいて遠隔通信市場全体の大部分を代表するようになるだろうと、広く信じられ ている。この確信は、ネットワーク内の加入者と接続するために、主に配線技術 に頼っている従来の電話通信ネットワークに固有な限界に、基づくものである。 標準的家庭用または事務所用電話は、例えば、壁の引き出し口即ち電話ジャック にある最大長の電話線を介して接続されている。 同様に、電線が電話の引き出し口を、電話会社の区間内スイッチング事務所に接 続している。したかって、電話ユーザの行動範囲は、電話線の長さだけでなく、 動作可能な電話引き出し口、即ち区間内スイッチング事務所と接続された引き出 し口の使用可能性によって、制限されることになる。実際、セルラ無線システム の発生は、これらの制限を克服し、電話ユーザに彼の効果的に他の人と通信する 可能性を犠牲にすることなく、動き回ったり、または彼の家庭または事務所から 移動する自由を与えるという希望に依るところが大きいのかもしれない。典型的 なセルラ通信システムでは、ユーザ、またはユーザの車両が、比較的小さな無線 装置を携帯し、これか基地局と通信し、そしてシステム内の他の移動局及び公衆 切り換え式電話ネットワーク（ＰＳＴＮ）内の陸線側とユーザを接続する。 既存のセルラ無線通信システムの重大な不利は、アナログ無線伝送か傍受され得 る容易性である。特に、移動局と基地局との間の通信のいくらか或いは全ては、 認証なしで、単に通信の単一または複数の周波数に適切な電子式受信機を同調さ せることによって、モニタすることかできるのである。したかって、このような 受信機へのアクセス及び盗聴に興味を存する者はだれでも、意志かあれば、そし て全く咎めなく、事実上通信のプライバシーを侵害することかできてしまう。電 子的盗聴を違法とする努力がなされて来たが、このような行動の秘匿性は、盗聴 の全てではなくとも殆どか発見されずに済んでしまい、したがって罰せられるこ とも、引止められることもないことを意味する。ある競合者即ち敵が、ある人の 表面上は個人的な電話での会話に「同調させる」ことを決心する可能性は、これ までセルラ無線通信システムの急増を妨げ、チェックされないままであり、この ようなシステムの実業界及び政府での用途の育成力を脅かし続けるであろう。 最近、未来のセルラ無線遠隔通信システムが、アナログ技術よりむしろデジタル を用いて実施されるであろうことが明確になってきた。デジタルへの切り換えは 、主として、システムの速度及び容量に関連する考慮によって、命じられたもの である。単一のアナログ、または音声の無線周波数（ＲＦ）チャンネルは、４な いし６の、デジタルまたはデータの、ＲＦチャンネルを収容することがてきる。 したかって、音声チャンネルを介して伝送する前に対話をデジタル化することに よって、チャンネル容量、そして結果的にシステム全体の容量は、音声チャンネ ルの帯域を増加させることなく、劇的・に増加され得るのである。当然の結果と して、システムは、大幅に低いコストで、かなりのより大きな数の移動局を扱う ことかできる。 アナログからデジタルセルラ無線システムへの切り換えは、基地局と移動局との 間の通信の機密性が欠除する可能性をいくらか改善するが、電子的盗聴の危険性 は、根絶からはかけ離れている。デジタル信号をデコードし、元の対話を発生で きるデジタル受信機を構成することかできるからである。アナログ伝送の場合よ り、ハードウェアはより複雑となり、手間はより高価となるだろうが、デジタル セルラ無線システムにおいて非常に個人的なまたは高度な慎重さを要する会話が 第三者によって傍受され、もしかすると用いられてシステムのユーザに損害を与 え得る可能性が存続する。更に、電話の会話を第三者が盗聴する実際の可能性か 、セルラ遠隔通信を特定の政府の通信手段としては、排除してしまうことになる 。特定のビジネスユーザも同様に、同様に機密性か欠除する可能性にさえも敏感 であるかもしれない。したかって、セルラシステムを従来の電線ネットワークに 実行可能な代替物とするためには、通信の機密性が少なくともいくつかの回路上 で得られなければならない。 種々の解決法が、極秘データの無線伝送によって生じる機密性の問題を軽減する ために、提案されてきた。ある公知の解決法は、いくつかの既存の通信システム によって実施され、暗号アルゴリズム（ｃｒｙｐｔｏａｌｇｏｒｉｔｈｍ）を用 いて、伝送に先立ってデジタルデータを理解不能な形状に暗号化（スクランブル ）するものである。例えば、１９９０年６月付のりツク　グレハン（Ｒｉｃｋ　 Ｇｒｅｈａｎ）による雑誌バイト内の［クローク及びデータ」という題の論文の ３１１−３２４ページは、暗号法システムの一般的な議論に関するものである。 現在入手可能なシステムの殆とにおいて、スピーチは暗号化装置によってデジタ ル化されかつ処理されて、それが許可された受信機において暗号解読されるまで 、事実上ランダム或いは疑似ランダムとなって現われる通信信号を生成する。暗 号化装置によって用いられる特定のアルゴリズムは、独占的なアルゴリズムであ ることも、パブリックドメインにおいて見出されるアルゴリズムであることもあ る。このような技術に対するその他の背景か、１９７９年８月付のサイエンティ フィックアメリカ（ＳｃｉｅｎｔｉｆｉｃＡｍｅｒｉｃａ）の１４６−ｆ６７ペ ージの、マーティン　Ｅ、ヘルマン（Ｍａｒｔｉｎ　Ｅ。 Ｈｅ　］　１ｍａｎｎ）の「公開キーを用いる暗号法の数学」と題された論文に も、見出すことかできる。 １９７７年、米国国立標準事務局（Ｕ、Ｓ。 Ｎａｔｉｏｎａｌ　Ｂｕｒｅａｕ　ｏｆＳｔａｎｄａｒｄｓ）は、データ暗号化 標準（ＤＥＳ）として規定された暗号アルゴリズムを発行した。国立技術情報サ ービスの連邦情報処理探傷刊行物（ＦＩＰＳ　ＰＵＢ　４６）（１９７７年）を 参照されたい。ＤＥＳの暗号化方法は、公知の数学的アルゴリズムを利用してお り、乱数のストリームと６４ビツトの二進数から成るデータ暗号化キーとを生成 するものである。 典型的にアスキー（ＡＳＣＩＩ）フォーマットのデジタルデータが、外見上ラン ダムなビット列に変換される。 ６４ビツト二進数のいずれかである暗号化キーか暗号化されたデータの受信者に も知られている場合にのみ、暗号化されたデータは、標準ＤＥＳ暗号解読手順に したがって、暗号解読される。ＤＥＳ暗号化及び暗号解読手順は公知であるので 、キーの機密性は、ＤＥＳの効果的な使用に対して重要である。 ＤＥＳ暗号化／暗号解除を実施した商用装置は、一般的に、暗号化されるデータ を第１の入力として、そして６４ビツトのキーを第２の入力として受け入れる、 集積回路の形状となっている。殆どのこのような装置は、暗号化されたデータが 第３の入力としてＤＥＳ装置に供給され、暗号化されているデータが同一文字の 反復する連続を含む時に、反復する暗号化されたデータ列の送信を防止するよう にした、暗号フィードバックモード（ＣＦＢ）で動作する。データのＣＦＢ暗号 化の主な利点は、暗号化されたデータの自己同期である。しかしながら、ＲＦリ ンクを通じて動作するＣＦＢ装置の主な不利は、受信機の感度に関連するエラー の倍増に起因する、移動局の動作範囲の減少である。すなわち、暗号化されたデ ータブロックの送信における１つのエラーは、平均して、暗号解読されたデータ におけるビットの半分にエラーを生じ、巨大に拡大された送信エラー率を生じる こととなる。したがって、移動局は、十分に高い信号対ノイズ比を保持して送信 されたデータビットの誤った受信の回避を試みるためには、基地局のある限られ た範囲内に留っている必要がある。エラーの倍増がＣＦＢモードで発生するのは 、エラーが伝搬し終り、そして結果的に受信機が再同期するまで、誤って受信さ れたビットが連続的に暗号解読装置にフィードバックされるからである。 ＣＦＢ動作モードにおいて遭遇するエラー倍増の問題を受けない、データ暗号化 の別の既知の技術は、カウンタアドレッシング（ＣＡ）である。ＣＡ動作モード ては、キーストリーム発生器を用いて、複数のキープ−タビ・ットを含む暗号化 キーを処理することによって、疑似ランダムキーストリームビットを生成する。 次に、キーストリームが暗号化装置によって用いられ、データ信号を暗号化する 。典型的に、キーストリームは、排他的オア（ＸＯＲ）論理ゲートによって、ビ ット毎にデータ信号と加算され（モジュロ−２）、スクランブルされた二進デー タ信号を生成する。このスクランブルされた信号は、同一二進暗号化キーを用い て初期化した同一のキーストリーム発生器によって、同時に発生された同一のキ ーストリームを、前記スクランブルされた信号に加算する（モジュロ−２）こと によって、デスクランブルされる。 このようにして、暗号化装置を、疑似ランダムカウンタによって、「アドレス」 することができる。したかって、ＣＡモードでは、定期的なキー発生器のデータ 転送を必要とせずにデスクランブラのキー発生器の適切な動作を行なわせるため には、スクランブラとデスクランブラとの間の連続ビット同期が、必要とされる 。残念ながら、セルラ無線システムにおけるＲＦチャンネルを通じたビット同期 は、受信機器近傍の障害物からの反射によって発生されるマルチ−バス干渉パタ ーンによって起こされる、レイレイフェーディング現象によって、保持するのが 非常に困難である。暗号化回路と位相が外れている暗号解読回路を介した送信に おける１つのエラービット、及び受信機で生成される出力は、無意味である。Ｃ Ａ技術は、一般的に、ビット送信エラーに対してより強力でなければならない無 線リンクの暗号化には、相応しいものではない。 連続ビット同期に伴う困難が、「タイムオブデイ」または「フレーム番号」で駆 動するキーストリーム発生器の使用に、導いてきた。このようなキーストリーム 発生器は、タイムオブデイカウンタ、即ち、時間、分及び秒、或は単純な数値カ ウンタに同期させることかでき、そして暗号化及び暗号解読回路は、一方か他方 との同期から外れても、現在のカウントを送り続けることかできる。 タイムーオブーデイまたはフレーム番号で駆動されるキーストリーム発生器を利 用したシステムにおいて、通信の機密性を増加させるために、疑似ランダムキー ストリーム内の各ビットの値を、暗号化キー内の全てのキービットの値の関数と することか好ましい。このようにすると、暗号化された信号をデスクランブルし ようとする人は、約５０から１００ビット或いはそれ以上かもしれない暗号化キ ーのビットの全てを「分解」即ち「解読」しなくてはならない。このタイプのキ ーストリームは、通常タイムーオブーデイカウンタのカウントを組み込んだ、選 択されたアルゴリズムに応じて、数学的に暗号化キーワードを拡張することによ って、生成される。しかしながら、暗号化キーの各ビットかキーストリーム内の 各ビットに影響を及はし、かつキーストリームか１つずつデータストリームビッ トに加えらえるのであれば、１秒当たり必要なキーワード拡張計算の数は、膨大 であり、システムのリアルタイム計算能力を容易に超過し得るものである。必要 とする計算の度合が、スーパーコンピュータの使用を示唆しているか、この目的 のためにはスーパーコンピュータのコストは法外である。したがって、従来のマ イクロプロセッサを用い、かつ従来のマイクロプロセッサの速度でキーストリー ムの拡張を達成する方法及び装置か必要とされている。 発明の概要 一観点において、本発明は、デジタルデータを暗号化するのに用いるための疑似 ランダムビット列を発生する方法を備えるものである。この方法は、各々が前記 選択されたキーピットの少なくともいくつかの関数である、複数の多ビツト値を 発生することと、前記複数の多ビツト値の各々をメモリ内の別個の位置に記憶す ることを、含んでいる。各動作サイクルに応答して、前記レジスタ内に含まれて いる現在値を増分することによって、数値列がレジスタ内に発生される。第１の 事前に選択されたアルゴリズムにしたかって、各々の値が前記メモリ内に記憶さ れた多ビツト値の少なくとも１つ及び前記レジスタに含まれる値の関数である、 多ビツト数値列か、巡回的に計算される。各計算の結果として得られた値によっ て、前記レジスタの内容か巡回的にリセットされ、そして各計算の結果として得 られた値の関数である多ビツトキーワードが巡回的に抽出される。前記多ビツト キーワードが前記疑似ランダムビット列に、連続的に組み込まれる。一実施例で は、発生された複数の多ビツト値は、各々選択されたキーピット全ての関数であ る。 別の観点では、本発明は、２つのステージで疑似ランダムキーストリームを発生 するための秘密キーを用いたキーストリーム発生器を備えた、暗号化サブシステ ムを有する、セルラ通信システムを含んでいる。第１に、あるアルゴリズムにし たかって秘密キーか拡張されて、参照テーブルを生成し、これかメモリ内に記憶 される。第２に、前記回路は、レジスタのカウントをキーと共に、参照テーブル 内に記憶されたデータと組み合わせて使用し、疑似ランダムキーストリームを発 生し、送信前にこれをデータと混合する。本発明のシステムは、タイム才ブデイ 駆動のカウンタを、参照テーブル内に記憶したデータと共に用いており、それら 両方を使用してキーストリームを発生する。送信機及び受信機両方においてこの ようなカウンタは、同期外れか起こった場合、定期的に再同期させることができ る。 更に他の観点では、本発明は、基地局及び移動ユニットによって送信及び受信さ れるデジタルデータストリームか暗号的にエンコードされて遠隔通信の機密性を 与える、デジタルセルラ通信システムを、含んでいる。本システムは、二進ビッ トの疑似ランダムキーストリームを、システムにおける各送信機及び受信機のデ ジタル信号を搬送する情報に付加して、システム内で送信及び受信されるデジタ ルデータストリームを作成する手段を組み込んでいる。複数の選択された秘密キ ーの関数として、前記二進ビットの疑似ランダムキーストリームを発生する手段 は、各々、選択されたキービットの少なくとも幾つかの関数である、複数の多ビ ツト値を発生する手段を、前記複数の多ビツト値の各々をメモリ内の別個の位置 に記憶する手段と共に備えている。レジスタ内に数値列を発生する手段か、各動 作サイクルに応答して、レジスタ内に含まれている現在値を増分する。本システ ムは、更に、各々、メモリ内に記憶された多ビツト値の少なくとも１つ、及びレ ジスタ内に含まれている値の関数である、多ビツト値の列を、第１の事前に選択 されたアルゴリズムにしたかって、巡回的に計算する手段と、各計算の結果とし て得られた値で、レジスタの内容を巡回的にリセットする手段とを備えている。 各計算の結果として得られた値の関数である多ビツトキーワードか、巡回的に抽 出され、そして、送信及び受信されるデジタルデータストリームを暗号的にエン コード及びデコードするために用いられる二進ビットの疑似リンクムギーストリ ームに、組み合わせられる。 図面の簡単な説明 次の図面を参照することによって、本発明はよりよく理解され、その多数の目的 及び利点は当業者には明白となろう。　第１図は、移動切り換えセンタ、複数の 基地局及び複数の移動局を含む、セルラ無線通信システムの図式表現である。　 第２図は、本発明のシステムの一実施例にしたがって用いられる移動局の装備の 概略ブロック図である。 第３図は、本発明のシステムの一実施例にしたがって用いられる基地局の装備の 概略ブロック図である。 第４図は、従来技術のキーストリーム発生器の概略ブロック図である。 第５図は、本発明にしたがって構成された暗号化システムのキーストリーム発生 回路の概略ブロック図である。 及び 第６図は、第５図に示されたキーストリーム発生器の第２拡張ステージの概略ブ ロック図である。 好適実施例の詳細な説明 まず第１図を参照すると、そこには本発明か全体的に関係するタイプの、従来の セルラ無線通信システムか図示されている。第１図において、任意の地理的領域 か、複数の連続無線適用範囲、即ちセルＣｌ−Ｃｌ０に分割されたものと、見る ことができる。第１図のシステムは１０個のセルのみを含むものとして示されて いるが、実際にはセル数はそれより遥かに多いことは、明確に理解されよう。 セルＣｌ−Ｃｌ０の各々に関連し、その中に配置されているのは、複数の基地局 Ｂｌ−ＢＩＯの対応する１つとして示された基地局である。基地局Ｂｌ−ＢＩＯ の各々は、当該技術においてよく知られているように、送信機、受信機及び１１ ｍ器を備えている。第１図では、基地局Ｂｌ−ＢＩＯは、夫々セルＣｌ−Ｃｌ０ の中央に配置され、全方向性アンテナを装備されている。しかしなから、セルラ 無線システムの別の構成では、基地局Ｂｌ−ＢＩＯは、周辺近くに、またそうて なければ、セルＣｌ−Ｃｌ０の中央から離して配置されてもよく、全指向的また は単−指向的にセルＣ１−Ｃｌ０を無線信号で照明することかできる。したがっ て、第１図のセルラ無線システムの表現は、例示のみの目的のためのものであり 、セルラ無線システムの可能な実施態様における制限として意図されたのではな い。 第１図への参照を続けると、複数の移動局Ｍｌ−ＭｌＯが、セルＣｌ−Ｃｌ０の 中に見出されよう。再び、１０台の移動局のみが第１図に示されるか、実用では 移動局の実際の数はそれよりかなり大きく、基地局の数を常に超過することが、 理解されよう。更に、セルＣｌ−Ｃ１０のいくつかには、移動局Ｍｌ−ＭＩＯか 見出されないか、移動局Ｍｌ−ＭＩＯかセルＣｌ−Ｃｌ０のいずれか特定の１つ に存在するかしないかは、１つのセル内のある位置から別の位置、或いは１つの セルから隣接または近くのセルに徘徊する移動局Ｍｌ−ＭＩＯの各々の個個の望 みにしたがうものと、理解されよう。　移動局Ｍ１−ＭＩＯの各々は、基地局Ｂ ｌ−ＢＩＯの１つ以上、及び移動切り換えセンタＭＳＣを介して、電話通話を開 始または受信することができる。移動切り換えセンタＭＳＣは、通信リンク、例 えばケーブルによって、例示的な基地局Ｂｌ−ＢＩＯの各々及び、図示しない固 定公衆切り換え電話ネットワーク（ＰＳＴＮ）　、または統合されたシステムデ ジタルネットワーク（ＩｓＤＮ）設備を備えた同様の固定ネットワークに接続さ れている。移動切り換えセンタＭＳＣと基地局Ｂｌ−ＢＩＯとの間、または移動 切り換えセンタＭＳＣとＰＳＴＮまたはｌ５ＤＮとの間の関連する接続は、第１ 図に完全には示されていないが、当業者にはよく知られたものである。 同様に、セルラ無線システムには、１つ以上の移動切り換えセンタを備えている こと、及び各々の追加した移動切り換えセンタを、異なるグループの基地局及び 池の移動切り換えセンタに、ケーブルまたは無線リンクを介して、接続しである ことも、公知である。 セルＣｌ−Ｃｌ０の各々を、複数の音声即ちスピーチチャンネルと少なくとも１ つのアクセスまたは制御チャンネルとに、割り当てる。制御チャンネルは、それ らのユニットへ送信された及びから受信された情報によって、移動局の動作を制 御または監督するために、用いられる。 このような情報は、移動局が１つのセルの無線適用範囲外に、そして別のセルの 無線適用範囲内に移動する際の、入来する通話信号、出立する通話信号、ページ 信号、ページ応答信号、位置レイストレージョン信号、音声チャンネル割り当て 、保守指令、及び「ハンドオフ」指令を含むことができる。制御または音声チャ ンネルは、アナログまたはデジタルモード、またはそれらの組み合わせのいずれ かて、動作することができる。デジタルモードては、音声または制御信号のよう なアナログメツセージは、ＲＦチャンネルを通じた送信の前に、デジタル信号表 現に変換される。コンピュータによって或いはデジタル化された音声装置によっ て発生されたもののような、純粋なデータメツセージは、デジタルチャンネルを 通して直接フォーマット及び送信してもよい。 時分割多重（ＴＤＭ）を用いているセルラ無線システムでは、複数のデジタルチ ャンネルか、共通のＲＦチャンネルを共有することができる。ＲＦチャンネルは 、一連の「タイムスロット」に分割され、各々異なるデータ源からの情報のバー ストを含み、かつガードタイムによって互いに分離されており、更にタイムスロ ットは、当該技術ではよく知られているように、「フレーム」にグループ化され ている。フレーム当たりのタイムスロットの数は、ＲＦチャンネルによって収容 されるよう試みられたデジタルチャンネルの帯域に依存して変化する。フレーム は、例えば３つのタイムスロットから成り、各々１つのデジタルチャンネルに割 り当てられる。ここで論じられる本発明の一実施例では、ｌフレームは、３つの タイムスロットを含むように、指定されている。しがしながら、本発明の教示は 、フレーム当たりいかなる数のタイムスロットを利用しているセルラ無線システ ムにでも、同等に応用可能であることが、明確に理解されよう。 次に第２図を参照すると、そこには、本発明の一実施例にしたがって使用される 移動局の装備の概略ブロック図か示されている。、第２図に例示されている装備 は、デジタルチャンネルを通じた通信用に、用いられるものである。マイクロフ ォン１００によって検出され、移動局による通信用に用いられる音声信号は、入 力として、スピーチコーダ１０１に与えられ、これがアナログ音声信号をデジタ ルデータビットストリームに変換する。データビットストリームは、次に、デジ タル通信の時分割多重アクセス（ＴＤＭＡ）技術にしたがって、データパケット 即ちメツセージに分割される。高速関連制御チャンネル（ＦＡＣＣＨ）発生器２ ０２は、制御または監督メツセージを、セルラ無線システム内の基地局と交換す る。 従来のＦＡＣＣＨ発生器は、「ブランクアンドバーストＪ状に動作し、これによ って、ユーザフレームのデータか無音化され、ＦＡＣＣＨ発生器１０２によって 発生された制御メツセージが高速度で送信される。 ＦＡＣＣＨ発生器１０２のブランクアンドバースト動作とは対照的に、低速関連 制置チャンネル（ＳＡＣＣＨ）発生器１０３は、連続的に制御メツセージを基地 局と交換する。ＳＡＣＣＨ発生器の出力は、固定バイト長、例えば、１２ヒツト を割り当てられ、そしてメツセージ列（フレーム）内に各タイムスロットの一部 として含まれる。チャンネルコーダ１０４．１０５．１０６は、スピーチコーダ Ｉ　Ｏｌ、ＦＡＣＣＨ発生器１０２及びＳＡＣＣＨ発生器１０３に、夫々接続さ れている。チャンネルコーダ１０４、＋０５．１０６の各々は、スピーチコート 内の重要なデータビットを保護する畳み込みエンコーディングの技術と、７ビツ トのエラーチェックを計算するために、スピーチコーダフルーム内の最上位ビッ ト、例えば１２ビツトが用いられるサイクリックリダンダンシチェック（ＣＲＣ ）を用いて入来データを操作することによって、エラー検出及び回復を行なう。 再び第２図を参照して、チャンネルコーダ１０４、＋０５は、デジタル化した音 声メツセージの、ＦＡＣＣＨ監督メツセージとの時分割多重化のために用いられ る、マルチプレクサ１０７に接続されている。マルチプレクサ１０７の出力は、 ２−バーストインターリーバに結合されており、これが、移動局によって送信さ れる各データメツセージ（例えば、２６０ビツトを含むメツセージ）を、２つの 連続タイムスロットに配置された２つの同等であるが別個の部分（各部分は１３ ０ビツトを含む）に分割する。このようにして、レイリー（Ｒｅｙｌｅｉｇｈ） フェーディングの劣化効果を大幅に減少させることかできる。２−バーストイン ターリーバ１０８の出力は、入力として、モジュロ−２ｊＪＯ算器１０９に与え られ、ここで、送信すべきデータは、以下に記載する本発明のシステムにしたが って発生される、疑似ランダムキーストリームとの論理的モジュロ−２の加算に よって、ビット毎に暗号化される。　チャンネルコーダ１０６の出力は、入力と して、２２−バーストインターリーバ１１０に与えられる。２２−バーストイン ターリーバｒｉｏは、５ＡＣＣＨデータを、２２個の連続タイムスロットに分割 するが、各々は１２バイトの制御情報から成る１バイトによって占められている 。インターリーブされた５ＡＣＣＨデータは、バースト発生器１１１への入力の １つを形成する。バースト発生器１１１への別の入力は、モジュロ−２加算器＋ ０９の出力によって与えられる。バースト発生器ＩＩＩは、データの「メツセー ジバースト」を生成するが、各々は、以下に更に説明するように、タイムスロッ ト識別子（ＴＩ）、デジタル音声カラーコード（ＤＶＣＣ）　、制御または監督 情報、及び送信すべきデータを含んでいる。 ｌフレーム中のタイムスロットの各々にて送信されるのは、タイムスロットの識 別及び受信機の同期に用いられるタイムスロット識別子（Ｔ　Ｉ＞と、適切なチ ャンネルがデコードされていることを保証するデジタル音声カラーコード（ＤＶ ＣＣ）である。本発明のフレーム例では、１組の３つの異なる２８ビツトのＴＩ が、各タイムスロットに対して１つ定義され、一方、同一の８ビツトＤＶＣＣが ３つのタイムスロットの各々の中で送信される。ＴＩ及びＤＶＣＣは、第２図に 示すように、バースト発生器ｌｉｔに接続された同期語／ＤＶＣＣ発生器１１２ によって、移動局内に与えられる。バースト発生器＋１１は、モジュロ−２加算 器１０９．２２−バーストインターリーバ１１０及び同期語／ＤＶＣＣ発生器１ １２の出力を組み合わせて、各々データ（２６０ビツト）、Ｓ　Ａ、　ＣＣＨ情 報（１２ビツト）、ＴＩ（２８ビツト）、コード化されたＤＶＣＣ（１２ビツト ）、及びＥＩＡ／ＴＩＡ　ｌ５−５４によって指定されたタイムスロットフォー マットにしたかって統合された合計３２４ビツトに対する１２の区切りビットか ら成る、一連のメツセージバーストを発生する。 メツセージバーストの各々は、先に論じたように、１つのフレームに含まれる３ つのタイムスロットの１つの中で送信される。バースト発生器１１１は、イコラ イザ１１３に接続され、これは１つのタイムスロットの送信を、他の２つのタイ ムスロットの送信と同期させるのに必要なタイミングを与える。イコライザ１１ ３は、基地局（マスク）から移動局（スレーブ）に送られるタイミング信号を検 出し、それによってバースト発生器Ｉｌｌを同期させる。イコライザ１１３は、 Ｔｒ及びＤＶＣＣの値をチェックするために用いることもてきる。バースト発生 器１１１は、２０ｍｓのフレームカウンタ１１４にも接続されており、これは、 ２　Ｏｍｓ毎、即ち送信されるフレーム毎に、移動局によって印加される暗号化 コードを更新するのに用いられる。暗号化コードは、数学アルゴリズムを用い、 各移動局に対して唯一であるキー１１６の制御の下に、暗号化ユニットｌ１５に よって発生される。このアルゴリズムは、本発明にしたがって、そして更に以下 に論するように、疑似ランダムキーストリームを発生するのに用いることができ る。 バースト発生器１１０によって生成されたメツセージバーストは、ＲＦ変調器１ １７に、入力として与えられる。ＲＦ変ｍ器１１７は、／４−ＤＱＰＳＫ技術（ ／４シフトされた、差動的エンコード直角位相シフトキー）にしたがって、搬送 波周波数を変調するために用いられる。この技術の使用は、移動局によって送信 されるｔｔｆ報は、差動的にエンコードされる、即ち、２つのビットシンボルか 、位相の４つの可能性のある変化、＋または〜／４　及び＋または−３／３、と して、送信されることを暗示している。選択された送信チャンネルに対する搬送 波周波数は、送信周波数合成器１１８によって、ＲＦ変調器１１７に供給される 。ＲＦ変調器１１７のバースト変調された搬送波信号出力は、出力増幅器１１９ によって増幅され、そしてアンテナ１２０を介して、基地局に送信される。 移動局は、受信機１２２に接続されているアンテナ１２１を介して、基地局から のバースト変調された信号を受信する。選択された受信チャンネルに対する受信 機搬送波周波数は、受信周波数合成器１２３によって発生され、ＲＦ復調器１２ ４に供給される。ＲＦ復調器１２４は、受信した搬送波信号を中間周波数信号に 復調するのに用いられる。この中間周波数信号を、更にＩＦ復調器！２５によっ て復調し、／４−ＤＱＰＳＫ変調の前に存在していたような元のデジタル情報を 復元する。このデジタル情報は、次にイコライザ１１３を通って、シンボル検出 器１２６に達し、イコライザ１１４によって与えられたデジタルデータの２−ビ ットシンボルフォーマットを、単一ビットのデータストリームに変換する。 シンボル検出器１２６は、２つの別個の出力、即ち、デジタル化されたスピーチ データとＦＡＣＣＨデータとから成る第１の出力と、５ＡＣＣＨデータから成る 第２の出力とを、生成する。第１の出力は、２−バーストディンターリーバ１２ ８に接続されているモジュロ−２加算器１２７に供給される。モジュロ−２加算 器１２７は、暗号化ユニブト１１５に接続されており、データを暗号化するため に基地局内の送信機によって用いられ、かつ以下に記載する本発明の教示にした がって発生されたのと同一の疑似ランダムキーストリームを、ビット毎に、減算 することによって、４つの暗号化され送信されたデータを暗号解読するのに用い られる。モジュロ−２加算器１２７及び２−バーストディンターリーバ１２８は 、２つの連続したフレームのデジタルデータから得られた情報を組み立てそして 再構成することによって、スピーチ／ＦＡＣＣＨデータを再構築する。２−バー ストディンターリーバ１２８は、２つのチャンネルデコーダ■２９．１３０に結 合されており、これらはコード化と逆の過程を用いて畳み込み状にエンコードさ れたスピーチ／ＦＡＣＣＨデータをデコードし、サイクリックリダンダンシチェ ック（ＣＲＣ）ビットをチェックして、エラーが発生していないか判断する。チ ャンネルデコーダＩ２９．１３０は、一方でスピーチデータ、そして他方でいず れかのＦＡＣＣＨデータ間の相違を検出し、スピーチデータ及びＦＡＣＣＨデー タを、スピーチ検出器１３１及びＦＡＣＣＨ検出器１３２に、夫々差し向ける。 スピーチ検出５１３１は、チャンネルデコーダ１２９によって供給されたスピー チデータを、スピーチコーダアルゴリズム、例えばＶＳＥＬＰにしたがって処理 し、そして基地局によって送信され移動局によって受信されたスピーチ信号を表 わすアナログ信号を発生する。次に、フィルタ処理技術を用いて、スピーカ１３ ３による回報通信に先立って、前記アナログ信号の品質を高めることもできる。 ＦＡＣＣＨ検出器１３２によって検出されたいかなるＦＡＣＣＨメツセージも、 マイクロプロセッサ■３４に送られる。 シンボル検出器１２６の第２の出力（ＳＡＣＣＨデータ）は、２２−バーストデ ィンターリーバ１３５に供給される。２２−バーストディンターリーバ１３５は 、２２の連続フレームにわたって広げられた５ＡＣＣＨデータの再組み立て及び 再構成を行なう。２２−バーストディンターリーバ１３５の出力は、入力として 、チャンネル検出器１３６に与えられる。ＦＡＣＣＨメツセージは、５ＡＣＣＨ 検出器１３７によって検出され、制御情報かマイクロプロセッサ１３４に転送さ れる。 マイクロプロセッサ１３４は、移動局の活動、及び移動局と基地局との間の通信 を制御するものである。基地局から受信したメツセージにしたがって、マイクロ プロセッサ１３４によって決定か行なわれ、そして移動局によって測定が行なわ れる。マイクロプロセッサ１３４は、端末キーボード入力及び表示比カニニット １３８も、備えている。キーボード及び表示ユニット１３８は、移動局のユーザ が、基地局と情報を交換できるようにするものである。 次に、第３図を参照すると、本発明にしたかって用いられる基地局の装備の概略 ブロック図か示されている。 第２図に示された移動局の装備を、第３区に示された基地局機器と比較すると、 移動局及び基地局によって用いられている装備の多くは、構造及び機能において 、実質的に同一であることが、示される。このような同一の装備は、便宜上そし て一貫性のために、第２図に関連して用いたものと同一の参照番号を第３図に付 番するか、第３図ではダッシュ（′）を付加えることによって、区別することに する。 しかしながら、移動局と基地局装備との間には幾らかの細かい相違がある。例え ば、基地局は、１本のみではなく、２本の受信アンテナ１２１′を存する。受信 アンテナ１２Ｆの各々に関連するのは、受信機１２２′、ＲＦ復調器１２４’、 そしてＩＦ復調器１２５′である。 更に、基地局は、プログラマブル周波数組み合わせ器（ｃｏｍｂｉｎｅｒ）１１ ８Ａ’　を備えており、これは送信周波数合成器１１８′に接続されている。周 波数組み合わせ器１１８Ａ’　と送信周波数合成器１１８’　は、適用可能なセ ルラ周波数再使用計画にしたがって、基地局によって用いられるＲＦチャンネル の選択を遂行する。 基地局は、しかしながら、移動局にあるユーザキーボード及び表示ユニット１３ ８に類似したユーザキーボード及び表示ユニットを備えていない。しかし、これ は、２つの受信機１２２′の各々から受信した信号を測定するため、そしてマイ クロプロセッサ１３４′に出力を与えるために接続された信号レベルメータ１０ ０′を備えている。移動局と基地局との間の装備におけるその他の相違も存在す るが、それは当該技術ではよく知られたものである。 これまでの議論は、本発明のシステムの動作環境に焦点を当てたものであった。 以下、本発明の特定実施例の具体的な説明を記載する。先に開示し、以後用いら れるように、「キーストリーム」という用語は、例えば、ＲＦチャンネルのよう な、送信または媒体への記憶に先立ってデジタル的にエンコードされた、無許可 のアクセスを受けやすい、メツセージまたはデータ信号を暗号化するのに用いら れる疑似ランダムな一連の二進ビ・ソトまたはビットブロックを意味する。「キ ーストリーム発生器」は、複数のビットから成る秘密キーを処理することによっ て、牛−ストリームを発生する装置を意味する。 暗号化は、単に、キーストリームの暗号化されるデータへのモジュロ−２加算に よって、実行することかてきる。 同様に、暗号解読は、暗号化されたデータからのキーストリームの同一コピーの モジュロ−２減算によって実行される。 総じて言えば、キーストリーム発生器は、夫々第２及び第３図の要素１１５及び １１５′によって表わされる、比較的小数の秘密ビット、即ち要素１１６及び１ １６′で表わされる秘密キーを、送信（または記憶）に先立ってデータメツセー ジを暗号化するのに用いられる、かなり大きな数のキーストリームビットに拡張 する機構を提供するものである。エンコードされたメツセージを暗号解読するに は、受信機は、そのメツセージを暗号化するのに用いられたキーストリームピッ トへのインデックスを「知って」いなければならない。言い換えれば、受信機は 、同一キーストリーム発生器を有し送信機と同一キーストリームビットを生成す るのみならず、メツセージを適切にデコードする場合、受信機のキーストリーム 発生器を送信機のキーストリーム発生器と同期して動作させなければならない。 通常、同期は、キーストリームビットの発生に参加したビット、ブロックまたは メツセージカウンタのような、内部メモリ素子毎の内容を、エンコーディングシ ステムからデコーディングシステムまで定期的に送信することによって、達成さ れる。しがしながら、同期は、二進カウンタのような算術的ビットブロックカウ ンタを用い、キーストリームビットの新しいブロックか生成される毎にそれらの カウンタをある量だけ増分することにより、簡素化することができる。このよう なカウンタは、リアルタイム、即ち、時間、分、秒、のクロックチェーンの一部 を形成することができる。後者の形式のカウンタに頼るキーストリーム発生器は 、先に引用した、「タイムオブディ」駆動型キーストリーム発生器として知られ ている。 キーストリーム発生器のビット毎またはブロック毎の前進（ａｄｖａｎｃ　ｉｎ ｇ）に用いられる正確な方法、及び送信回路を受信回路と同期させるのに用いら れる特定の方法は、上述のように、ｒセルラ通信シ・ステム用連続暗号同期Ｊと 題された係属中の特許出願連番第号の主題であることに注意されたい。本発明の システムは、以後詳細に述べるように、例えば、セルラ遠隔通信システムにおけ るＲＦチャンネルを通じたデジタル通信を防護するのに用いることができる、効 果的な暗号化システムの存効な実施に向けられたものである。この暗号化システ ムは、秘密キーに含まれている複数のキービットに対して、毎秒多数のプール演 算を行なうことにより、かなりの数のキーストリームビットを生成する、キース トリーム発生器を備えている。本発明のキーストリーム発生器は、簡素なマイク ロプロセッサアーキテクチャを存する集積回路を用いて、実施することができる 。 次に第４図を参照すると、従来技術のキーストリーム発生器の概略ブロック図を ここで見ることかできる。選択的なブロックカウンタ２０１は、組み合わせ論理 回路２０２への第１の多ビツト入力を与える。複数の１ビツトメモリ素子、即ち フリップフロップｍｌ、ｍ２、ｍ３゜、、ｍｎが、組み合わせ論理回路への第２ の多ビツト入力を与える。１ビツトの出力ｄ１、ｄ２、ｄ３．、、ｄｎから成る 組み合わせ論理回路２０２の出力の一部は、フリップフロップｍｌ−ｍｎにフィ ードバックされる。 フリップフロップｍｌ−ｍｎに供給される一連のピットクロック人カバルス内の 各クロックパルスの後に、出力ｄｌ−ｄｎは夫々フリップフロップｍｌ　−ｍｎ の次の状態となる。組み合わせ論理回路２０２の相応しい構造によって、ストレ ート二進カウンタ、最大長シーケンスを実行する線形フィードバックシフトレジ スタ、またはその他のいずれかの形式の線形または非線形連続カウンタを形成す るように、フリップフロップｍｌ　−ｍｎを構成することかできる。いずれの場 合でも、受信機端におけるフリップフロップｍ　ｌ−ｍｎの状態の各々、及びブ ロックカウンタの状態は、送信機端における対応する要素の状態と同一としなけ ればならない。リセットまたは同期機構２０４が、受信機を送信機と同期させる のに用いられる。 第４図への参照を続けて、複数の秘密キーピットに１、ｋ２、ｋ３８．、ｋｎは 、組み合わせ論理回路２０２への第３の多ビツト入力を形成している。秘密キー ビットの数ｎは、常に１００ビツトプラスまたはマイナス（＋／−）２の因子の 領域にある。秘密キーｋｌ−ｋｎの各々が、少なくとも、キーストリーム内のビ ットの各々に影響を及ぼす可能性を育することが望ましい。そうでないと、盗聴 する場合、暗号化されたデータを暗号解読しモニタするためには、秘密キーピッ トｋ　ｌ　−ｋｎの僅かなサブセットのみを解読すればよいことになる。不許可 の傍受の危険性は、しかしながら、キーストリーム内の各ビットの値（論理状態 ）を、特定の秘密キーピットの値だけでなく、全ての他の秘密キーピットの値、 並びにブロックカウンタ２０１の状態及び他の内部メモリ状態にも依存させるよ うにすれば、大幅に減少させることができる。これまで、このような依存性の確 立は、法外な数のプール演算を伴うものであった。例えば、秘密キーか、１００ 個の秘密キービ、ノドから成るものと仮定する。 これら秘密キーピットの各々がキーストリーム内の各ビットに影響を与えると、 キーストリーム内・スト当たり合計て１００個の組み合わせ演算か必要となろう 。したかって、１万個のキーストリームビットを生成するには、合計で１００万 個の組み合わせ演算か必要となり、更に各キーストリームビットを１つ以上の内 部メモリ状態にも依存させるとすると、その数は更に大きなものとなろう。本発 明の目的の１つは、各キーストリームピットの秘密キーピットの各々による依存 性を維持しつつ、キーストリームビット毎に必要とされる組み合わせ演算の数を 大幅に減少させることである。 本発明によれば、例えば、１００個の秘密キーピットからの、数予測の疑似ラン ダムキーストリームビ・ントの生成を、多段拡張過程として、見ることかできる 。複数の拡張ステージか共に縦属されており、各々が連続的により小さくなる拡 張比を存している。最初のステージによる拡張は、キーストリームビット当たり 必要な論理（プール）演算数を最小化するために、後続のステージによるものよ り、少ない頻度で実行される。加えて、最高い複数の出力ビットを与えるように 構成されており、後続のステージで実行されなければならない論理演算数を更に 減少させている。 次に第５図を参照すると、本発明の教示にしたがって構成された、キーストリー ム発生器システムの概略ブロック図がここに見られる。複数の機密キービットｋ ｌ、ｋ２、ｋ３．、、か、入力として第１ステージの拡張２０５に与えられる。 キーピットｋｌ、に２、ｋ３．、。 入力は、キービットに１、ｋ２、ｋ３．、、ｋｎの幾つか、しかし好ましくは全 てを含むこともでき、これを以後時々「秘密」キービットと呼ぶことにする。加 えて、または随意的に、第１ステージの拡張２０５への入力は、メツセージカウ ンタの出力、ブロックカウンタ、フレーム開始時の時間またはブロックカウント 数を表わすデート−タイムスタンプ、または送り手及び受け手によって同期され 得るその他の可変出力を、含むことができる。 時間と共にゆっくりと変化するいかなる内部メモリ出力でも、第１ステージの拡 張２０５への入力として、用いることができる。第１ステージの拡張２０５は、 時たま、例えばメツセージ毎に１回、実行されなければならないので、ゆっくり と変化する入力が望ましい。 第１ステージの拡張２０５は、秘密キーピットｋｌ、ｋ２、ｋ３．、、の数より 、大幅に大きなサイズの拡張された出力を発生する。この拡張された出力は、メ モリ素子２０６内に記憶され、組み合わせ論理回路２０７によってアクセスされ る。組み合わせ論理２０７は、以下に更に完全に記載するような、第２ステージ の拡張を行なうものである。カウンタ即ちレジスタ２０８の出力は、組み合わせ 論理２０７への入力を形成する。レジスタ２０８は、キーストリームピットの各 ブロックの発生に先立ち、新しい開始状態に初期化される。初期値発生器２０９ は、レジスタ２０８にその開始状態を与える。この開始状態は、キーストリーム ピットの各特定ブロックに対して異なるが、当該特定ブロックのブロック数の関 数であり、そして、秘密キーピットｋｌ−ｋｎのあるサブセットの関数ともする ことかできる。 組み合わせ論理２０７の第１の出力２１０は、レジスタ２０８にフィードバック される。出力２１０は、演算の各サイクル後に、レジスタ２０８の新しい状態と なる。 組み合わせ論理２０７の第２の出力２１１は、先の第２及び３図に示したように 、データストリームと混合されることになるキーストリームビットを形成する。 出力２１１においてサイクル毎に生成されるキーストリームピットの数は、いず れかの２の倍数、即ち、８．１６．３２．５６等とすることができる。このよう なピットを、まとめて「キーワードＪと呼ぶことにする。レジスタ２０８の再初 期化の前に出力２１１において生成されたキーワードのいくつかまたは全ては、 キーブロック２１２にグループ化される。キーブロック２１２は、例えば、レジ スタ２０８の再初期化に先立って、サイクル毎または１サイクルおきに生成され る全てのキーワードから成るものである。 第５図に描かれそして先に論じたキーストリーム発生器システムの従来の実施は 、多数の複雑な組み合わせ論理回路が必要であり、これは複数の論理ゲート、即 ちアンド（ＡＮＤ）　、オア（ＯＲ）等を相互接続することによって別個に実現 されたとすると、非常に特定された用途にのみ育用な、巨大で高価なチップとな ることを、当業者であれば認めるであろう。一方、算術及び論理ユニット（ＡＬ Ｕ）は、種々の小型、低価格、そして多目的マイクロプロセッサの標準構成物で ある。本発明は、このようなＡＬＵを用いて、必要な組み合わせ論理機能の全て を実現するための手段を提供するものである。 従来のＡＬＵは、プログラムの制細下で動作し、いずれか２つの８ビツトまたは １６ビツト二進語間で、組み合わせ関数ＡＤＤ、５ＵＢＴＲＡＣＴ、Ｂ　ＩＴＷ Ｉ　５ＥＥＸＣＬＵＳＩＶＥ　ＯＲ，ＡＮＤ、ＯＲを実行することができる。Ａ ＬＵが、第５図の装置において必要とされるプール関数の全てを連続的に実施す るのに用いられる場合、実行され得る１秒毎の完全サイクル数に関して測定され たＡＬＵ動作速度は、大幅に減少されていよう。本システムにおいて用いられる 多段拡張は、しかしながら、最も頻繁に実行される組み合わせ論理２０７から第 １ステージの拡張２０５における大量のキー依存関数の頻繁でない定期的な計算 までに対して、サイクル当たりのプログラム命令数、即ちＡＬＵを利用する回数 を最小化することによって、ＡＬＵ速度の過度の減少を防止する。先の文におけ る単Ｊ６「大きなＪによって、例えば、秘密キーピット数ｎより大きな程度の等 級か意味される。 一旦レジスタ２０８か開始値で初期化されると、組み合わせ論理２０７は、出力 ２１１にキーワードのストリームを発生し、そしてレジスタ２０８がフィードバ ック値を出力２１０において再びロードされる毎に、追加キーワードを発生し続 ける。しかしながら、キーワード発生過程の保全性を密かに損い得る困難が生じ ることかある。例えば、レジスタ２０８の内容が常にそれらの初期値に戻るとす ると、これまでに発生されたキーワード列か再び繰り返されることになる。同様 に、レジスタ２０８の内容が、現在のキーブロックの発生において既に見出され た値（初期値である必要はない）に戻ると、システムは、「短絡サイクル」を行 なっていると言われる。 以前に示唆した理由、例えば、不許可の暗号解読の容易さのため、単一のキーブ ロックの発生において、キーワードの連続が繰り返し始まること、または短絡サ イクルが起こることは、望ましいことではない。更に、レジスタ２０８の内容が 、ある点、例えばＭ番目のキーワードを発生した後に、別のキーブロックの発生 後に存在した或いは存在するであろうある値と等しくなると、２つのキーブロッ クは、その点以降、同一となり、これも望ましくない出来事である。 したがって、組み合わせ論理２０７と関連するレジスタ２０８（ｒ組み合わせ論 理／レジスタの組み合わせ」）は、ある回数連続的に動作する時、（ｉ）プロ、 ツク当たりのキーワード数より短いサイクルを生成するのではなく、そして（ｉ ｉ）レジスタ２０８の唯一の開始状態毎に唯一のキーワード列を生成するべきで ある。後者の要件を満たすためには、２つの異なる開始状態か、同一状態に収束 できないようにすればよい。更に、前述の要件の両方は、メモリ２０６の内容に は関係無く適用すればよい。以下により詳細に説明するように、本発明はこれら の問題を軽減し、そしてキーワード発生過程の保全性を強化するものである。 組み合わせ論理／レジスタの組み合わせの状態遷移図が収束する分岐点を有する 時、そのような組み合わせは、どちらの道を取るかについての曖昧さのため、こ のような分岐点を介して逆に実行することはできない。したがって、組み合わせ を処理する過程が曖昧でないこと、または逆転可能であることが示されれば、収 束分岐点はその状態遷移図には存在しないことの証明となる。このような過程を 以下に記載し、かつ論じることにする。 次に第６図を参照すると、第５図に示したキーストリーム発生器の第２拡張ステ ージの部分的概略ブロック図が、ここに見られる。第５図のレジスタ２０８は、 第６図では３つのバイト長レジスタ２０８Ａ、２０８Ｂ、２０８Ｃに分割されて いる。レジスタ２０８Ａ、２０８Ｂ、２０８Ｃは、例えば、８ビツトレジスタと することかできる。レジスタ２０８Ａ、２０８Ｂ、２０８Ｃの初期化に続いて、 新しい状態値が、次の式から計算される。 （１）　Ａ’　＝Ａ＃　［Ｋ　（Ｂ）＋Ｋ　（Ｃ）］（２）　Ｂ’　＝Ｂ＃Ｒ（ Ａ） Ａ゛は、レジスタ２０８Ａに対する新しい状態値てあり、Ｂ゛は、レジスタ２０ ８Ｂに対する新しい状態値であり、Ｃ′は、レジスタ２０８Ｃに対する新しい状 態値であり、Ａは、レジスタ２０８Ａに対する現在の状態値であり、Ｂは、レジ スタ２０８Ｂに対する現在の状態値であり、Ｃは、レジスタ２０８Ｃに対する現 在の状態値であり、＋は、ワード長モジュロ加算、例えば、バイト幅モジュロ− ２５６の加算を意味し、 ＃は、＋（上で定義したように）または、ビットワイズ（ｂ　ｉ　ｔｗｉ　ｚ　 ｅ）の排他的オア（ＸＯＲ）を意味し、Ｋ　（Ｂ）は、第５図に示したメモリ２ ０６のアドレスＢに配置された値にであり、 Ｋ　（Ｃ）は、第５図に示したメモリ２０６のアドレスＣに配置された値にであ る。 注意：メモリ２０６に記憶された値にの各々は、第５図に示す第１ステージの拡 張２０５によって、既に計算され、全ての秘密キーピットの複雑な関数となった 。Ｒ（Ａ）は、固定参照テーブルＲ内のアドレス八に配置された値である。また 、Ａのビットは、入力として、出力Ｒを生成する組み合わせ論理ブロックに供給 される。参照テーブルＲ１またはその代わりに、組み合わせ論理ブロックは、Ａ のワード長以上で、Ｂのワード長以下の数の出力ビットを与えるなければならな い。Ａ及びＢが両方共８ビットバイトである場合、例えば、Ｒも８ビツトバイト で、参照テーブルＲは２５６個の値を含むことになる。 値Ｒは、入力から出力にｌ：ｌのマツピングを有せねばならない。即ち、入力ビ ットの各可能性のある状態は、唯一の出力値に割り付けなければならない。これ は、Ｒ関数が逆転可能であることを保証し、これが更に、全過程を、以下にあげ る関係によって、逆転できることを保証するものである。　（１）Ｃ＝Ｃ−１（ ２）Ｂ＝Ｂ＃＃Ｒ’　（Ａ） （３）Ａ＝Ａ＃＃　［Ｋ　（Ｂ）＋Ｋ　（Ｃ）］ここで、 −は、ワード長のモジュロ減算を意味し、＃＃は、＃の逆演算、即ち、−（先に 定義したような）またはビットワイズＸＯＲを、意味し、及びＲ′は、ｌ：１参 照テーブル、または組み合わせ論理Ｒの逆である。 この逆転可能性は、上述の組み合わせ論理／レジスタの組み合わせの状態遷移図 には収束分岐点がないことを示しており、したがって、全ての開始状態が唯一の キーワード列を発生することを保証している。更に、Ｃがｌずつのみ増分され、 そして２Ｗ回の繰り返しの後までその初期値には戻らないので（Ｗは用いたワー ド長）、この過程は、最小サイクル長を保証するものである。例えば、値Ａ、Ｂ 、Ｃ，Ｒ及びＫの全てが８ビツトバイトの場合、最小サイクル長は２５６となる 。各繰り返しくサイクル）毎に、１つのキーワード（バイト）が抽出されると、 列の中途半端な繰り返しの恐れがなく、合計２５６バイトを抽出することができ る。一方、２度の繰り返し毎に１回キーワードか抽出されると、列の中途半端な 繰り返しなしに、合計１２８個のキーワードを抽出することかできる。前の２つ の文における単語「抽出」によって、キーワードの収集と、第５図におけるキー ブロック２１２のようなキーブロックへの配置を、意味する。 本発明に用いることがてきるキーワード抽出の特定の方法を、すぐ後に述べる。 第６図に関して、レジスタ２０８にフィードバックされる、組み合わせ論理２０ ７の出力２１０を計算するための過程を述べた。一般的に言うと、中間量Ａ、Ｂ またはＣのいずれか１つを、直接抽出し、各繰り返しにおいてキーワードとして 用いることもてきる。Ｓ＝　（Ａ、Ｂ、Ｃ）か組み合わせ論理／レジスタの組み 合わせの現在の状態を表わすとすると、ＳＯへの初期化に続いて、一連の状態５ Ｏ１Ｓ１、Ｓ２、Ｓ３、Ｓ４、Ｓ５、Ｓ６．５７１１．というように遷移するこ とになろう。しかしながら、後続のキーブロックの計算において、レジスタか例 えばＳ２に初期化されると、その結果の列Ｓ２、Ｓ３、Ｓ４、Ｓ５、Ｓ６、Ｓ７ ．、、は、２つのキーワード（Ｓｏ、Ｓｌ）だけシフトした最初の列と同一とな る。 したがって、状態Ｓからの値Ａ、Ｂ、Ｃが直接キーワードとして用いられると、 このような同一性か異なるキーブロック間で表われるかもしれない。これを防止 するために、本発明のシステムは、キーブロック内の値の位置にしたがって抽出 された値の各々を変更して、同一値が別のブロック内の異なるキーワード位置に 抽出された場合、異なるキーワードが得られるようにしている。後者の目的を達 成するための例示的方法を、以下に記載する。 Ｎを現在計算中のキーブロック内のキーワードの数どし、Ｓ＝　（Ａ、Ｂ、Ｃ） をキーワードＮが抽出されようとする繰り返しにおけるレジスタ２０８の現在の 状態とする。キーワードＷ　（Ｎ）の値は、次のように計算することができる。 ｗ　（Ｎ）　＝Ｂ　＋’　Ｋ　［Ａ＋Ｎコここで、 十は、ＸＯＲを意味し、 十°は、＋（直前で定義した）またはワード長−モジュロ加算のいずれかを意味 する。 キーワード抽出のための他の相応しい例示的方法は、次を含んでもよい。 Ｗ　（Ｎ）　＝　Ｂ　十　Ｋ　［Ｒ（Ａ＋Ｎ）］　またはＷ　（Ｎ）　＝　Ｒ［ Ａ＋Ｎ］　Ｋ　［Ｂ＋Ｎコ　等。 キーワード抽出方法の正確な性質 （ｐｒｅｃｉｓｅ　ｎａｔｕｒｅ）は、本発明の動作に不可欠ではないが、本発 明のシステムにしたがって最良の暗号の特性を得るためには、抽出されたキーワ ードの値は、キーブロック内のそれらのそれぞれの位置の関数であることが、推 薦される。 上述の本発明のシステムの種々の実施例の説明から解るように、他のパラメータ の内、選択された数の秘密キーピットの関数であり、かつデジタル情報ストリー ムを暗号化するために用いられる疑似ランダムビ・ノド列を、発生するために必 要とされる特定の論理ノ１−ドウエアの量を減少するための方法及び手段か含ま れている。本システムは、プログラム制御の下で、従来のマイクロプロセッサ集 積回路チップにおいて一般的に見られる形式の、汎用算術及び論理ユニット（Ａ ＬＵ）のタイムシェアリングを、伴うものである。本システムは、元の入力キー ビットの数より数の上で大きな１組のデジタル値を事前に計算し、そしてメモリ に記憶することにより、キーピットに対する依存性の選択された複雑度に対して 、出力ビツト毎に必要とされるＡＬＵ動作の数を最少化する。 記憶されたデジタル値の各々は、キーピットの異なりかつ複雑な論理的関数であ り、更に随意的に他のパラメータの関数にもなる。メモリ内に記憶されたデジタ ル値は、多数の疑似ランダム出力ビットを生成するために多数回実行される後続 の計算ステップにおいて、参照テーブルとして用いられる。　本発明のシステム の疑似ランダムビット列発生器は、デジタル値の事前計算において、秘密キーワ ードと共に多くの別の変数も用いることができることは、理解されよう。例えば 、次にあげるパラメータをこの目的のために用いることができる。メツセージ番 号、送信者の識別コードまたは電話番号、意図した受信相手の識別コードまたは 電話番号、タイムオブディ、日付、メツセージ開始時のカウンタ値、通話番号、 対話者の間で交換される乱数、または、送信者及び受信者が育する同意手段に係 るその他のビットまたは量である。 先の議論を基に、本システムは、１組の値の次の状態を計算する組み合せ論理回 路への入力を形成する、ある数のフリップフロップまたはレジスタステージの状 態をまず初期化することによって、事前計算され記憶されたデジタル値を用いる ことは、明白であろう。そして、計算された値は、次の状態の計算完了時に、レ ジスタステージに転送され、それらの新しい値は、組み合せ論理によって新しい 開始状態として用いられ、一連の付加的状態を繰り返し発生し、その論理値が更 に組み合わされて所望の出力疑似ランダムビット列を形成する。 フリップフロップまたはレジスタステージは、少なくとも、現在発生されている 疑似ランダムビットのブロックの識別コードまたはブロックカウント、そして随 意的に、秘密キーピットのい（っかまたは全てのような、対話者間で同意された 他のパラメータに依存してもよい、１つの値に初期化される。初期化値のこのよ うな依存性は、各唯−のブロック識別番号に対して唯一の初期レジスタ状態を生 成することか好ましいが、必ずしもそうでなくてもよい。 各連続状態間のレジスタ７組み合せ論理状態機械の各遷移時に発生されるビット のサブグループは、レジスタ状態のだけでなく、当該機械によって現在発生され つつある疑似ランダムビットブロック内のサブグループの位置の関数である。状 態機械は、異なる開始状態が、ある後続の繰り返しにおいて、同一中間状態にな ることができないことを確実にすることにより、状態機械のレジスタステージを 初期化するのに用いられる容具なるブロック識別コードまたはブロック番号に対 して、特定のブロック内で唯一の疑似ランダムビット列を生成することを、保証 されている。 先の説明から、本発明の状態機械は、組み合せ論理回路に接続されたある数のレ ジスタステージで構成され、そして任意の内容を有するキー依存型参照テーブル を採用しており、連続的な繰り返しにおいて巡回的挙動を示すことも、解るであ ろう。保証された最短サイクル長は、レジスタステージのサブグループか、例え ば、少なくとも最短長の規則的に増分する二進カウントシーケンスのような、定 義された巡回シーケンスを実行することを規定することによって、確保される。 また、状態機械は、その中に１つ以上の固定参照テーブルを備えており、これに 対話者か同意し、そして人力アドレスから出力アドレスへのｌ＝１マツピング特 性を有しているので、逆転可能なのである。 これまでの説明は、本発明のある特定の実施例のみを示したものである。しかし ながら、本発明の精神及び範囲から実質的に逸脱することなく、多くの修正及び 変更が可能であることを、当業者は認めるであろう。したがって、ここに記載さ れた本発明の形式は、単に例示的なものであり、以下の請求の範囲に規定された 本発明の範囲に対する制限として意図したものではないことは、明確に理解され るべきである。 秘密キーピット 手続補正書 平成５年９月２７日 １、事件の表示 平成３年特許願第５１４４５０号 Ｚ発明の名称 デジタルセルラ通信用暗号化システム ３、補正をする者 事件との関係　特許出願人 名　称　エリクソン　ジーイー　モービルコミュニケーションズ　インコーホレ イテッド４、代理人 居所　〒１００東刺喧甲罪欧化下目２番１号新大手町ビルヂング３３１ ５、補正により減少する請求項の数　１５６、補正の対象 明　細　書 １、　請求の範囲を別紙のとうり補正する。 ２、　明細書を次の通り補正する。 （１）　明細書第１頁第１０〜１１行の「これと同ｅ８付Ｊ　ヲｒ　１９９０年 ７月２０　ａＪ　ｉ：補正する。 （２）　明細書第１頁第１１〜１２行の「本発明の譲受人に誼渡されたものであ る」をｒまた、１９９０年７月２３日に出願された継続中の米国特許出願第５５ ６．８９０号「デジタルセルラ通信のための照合システム」にも関連する主題を 含んでいる１に補正する。 （３）　明細書第１５頁第１０行の「レイストレージョン」を「登録１に補正す る。 （４）　明細書第１７頁第２２行の「音声」をｒ確認１に補正する。 （５）　明細書第１８頁第２４行の「音声Ｊを「確認Ｊに補正する。 （６）　明細書第１９頁第１８行の「統合された」を１統合されることのできる ｊに補正する。 （７）明細書第２０頁第１５行（７）　ｒｌ　１０Ｊをｒｌｌｌｌに補正する。 （８）　明細書第２０頁第１７行のｒｌ４−Ｊを「π／４−」に補正する。 （９）　明細書第２０頁第１７行の「（／４ｊをｒ（π／４Ｊに補正する。 （１０）明細書第２０頁第２３行の「／４」をｒｌ／４１に補正する。 （１１）明細書第２０頁第２３行のｒ　３　／　３　Ｊをｒ３π／４Ｊに補正す る。 （１２）明細書第２１頁第１２行の「／４」をｒｌ／４１に補正する。 （１３）明細書第２１頁第２５行〜第２２頁第２行の「用いられ、かつ以下に記 載する本発明の教示にしたがって発生されたのと同一のＪを「ｍいられるＪに補 正する。 （工４）明細書第２２頁第３行の［４つのＪを削除する。 （１５）ＩＩＪＴＩｔＢ書第２３頁第１０行のｒＦＡｃｃＨＪ　をｒＳＡＣＣＨ Ｊ　にＭ正する。 （１６）明細書第２５頁第１７行の「される」を「されても良い１に補正する。 （１７）明細書第２６頁第２５行〜第２７頁第１行の「第　号」を「第５５ ６．１０２号１に補正する。 （工８）明細書第２７頁第１７〜１８行のｒｍｌ、ｍ２、ｍ　３−・−・ｍ　ｎ 　Ｊを’１ｖＬ　、　Ｍ２　。 Ｍ３・・・・・・ＭＮＪに補正する。 （１９）明細書第２７頁第１９〜２０行ｒｄｌ、ｄ２、ｄ　３−−−−−−　ｄ 　ｎ　Ｊをｒｃｔｌ、ｃ１２゜ｄ３・・・・・・ｄＮＪに補正する。 （２０）明細書第２７頁第２１行のｒｍ　１−ｍｎ」をｒ　Ｍ　＋〜ＭＮＪに補 正する。 （２１）明細書第２７頁第２２行のｒｍ　１−ｍｎ」を’Ｍ＋〜ＭＮＪに補正す る。 （２２）明細書第２７頁第２４行のｒｄ　１−ｄｎ」をｒｄ＋〜ｄＮ」に補正す る。 （２３）明細書第２７頁第２４行のｒｍ　ｌ　−ｍｎ」を’Ｍ＋〜Ｍｓｉに補正 する。 特表千６−５０１３５０　（１９） （２４）明細書第２８頁第４行のｒｍｌ−ｍｎＪを’Ｍ＋〜ＭＮＪに補正する。 （２５）明細書第２８頁第６行のｒｍｌ−ｍｎＪをＦ　Ｍ　＋〜ＭＮＪに補正す る。 （請求項２８から４２までを削除する。）請求の範囲 ■、デジタルデータの暗号化に用いるための疑似ランダムビット列を発生する方 法であって、前記ピット列は、複数の選択されたキーピットの関数てあり、 各々が前記選択されたキーピットの少なくとも前記複数の多ビツト値の各々をメ モリ内の！男の位置に記憶する段階と、 複数の多ビツト値の各々を参照テーブルに記憶れている現在値を変化させること によって、−年の少なくとも一部との内の、少なくとも１つについての関数であ る各々の値から成る多ビツト値の算の結果として得られゑ値により７ｉ回的にリ セ前記多ビットキーワードの少なくとも幾つかをユ前記方法。 ３、デジタルデータの暗号化のために用いる前記方法。 期的に値を増分するカウンタ内に含まれている値前記方法。 ５、　送受信されるデジタルデータのストリームか暗号的にエンコードされて遠 隔通信の気密性二進ビットの疑似ランダムキーストリームを、特表千６−５０１ ３５０　（２０） る手段と、 各動作サイクルに対応して、レジスタ内に含ま的に計算する手段と、 と、 の関数である多ビツトキーワードを、巡回的に計７、　請求項５記載のデジタル 通信システムに前記システム。 ８、デジタル情報のストリームを暗号化するために用いられる疑似ランダムビッ ト列を発生するために必要な論理ハードウェアの量を減少させる方法であって、 前記計算された値の列を、前記疑似ランダムビット列と組み合わせる段階と、 各々が前記選択されたキービットの少なくとも前記複数の多ビツト値の各々をメ モリの個別の必要な論理ハードウェアの量を減少させる、請求項９の方法におい て、 前記複数の多ビツト値を発生させる段階が、前記選択されたキーピットの全てに ついての関数で必要な論理ハードウェアの量を減少させる、請求項９の方法にお いて、 項１１の方法において、 前記複数の多ビツト値を個別の位置に記憶する各動作サイクルに応答して、レジ スタに含まれられる疑似ランダムビット列を特徴する請求項１５の方法において 、 の繰り返しにおいて計算された新たなレジスタ値の少なくとも幾つかのビットが 、以前のレジスタ値の少なくとも幾つかのビットを前記メモリに記憶された値の １つの少なくとも幾つかのビ、ントと組み合わせた結果得られたものである前記 段階と、を含んでいる前記方法。 ２１、請求項２０の方法において、 前記メモリか参照テーブルを含んている、前記レジスタが複数の８ビツトレジス タを含み、前記参照テーブルが２５６の値を含んでいる、前記メモリに記憶され る値の少なくとも幾つかが、秘密データの機能を有する、 複数の多ビツト値をメモリに記憶する手段と、レジスタを初期多ビツト値に初期 化する手段と、の少なくとも幾つかのビットか、以前のレジスタ前記メモリが参 照テーブルを含んでいる、前記参照テーブルが２５６の値を含んでいる、国際調 査報失

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １．デジタルデータの暗号化に用いるための疑似ランダムビット列を発生する方 法であって、前記ビット列は、複数の選択されたキービットの関数であり、各々 が前記選択されたキービットの少なくとも１つの関数である、複数の多ビット値 を発生し、前記複数の多ビット値の各々をメモリ内の別個の位置に記憶し、 各動作サイクルに応答して、前記レジスタ内に含まれている現在値を増分するこ とによって、レジスタ内に数値列を発生し、 第１の事前に選択されたアルゴリズムにしたがって、各々の値が前記メモリ内に 記憶された多ビット値の少なくとも１つ及び前記レジスタに含まれる値の関数で ある、多ビット値の列を、巡回的に計算し、 各計算の結果として得られた値によって、前記レジスタの内容を、巡回的にリセ ットし、 各計算の結果として得られた値の関数である多ビットキーワードを、巡回的に抽 出し、及び 前記多ビットキーワードを前記疑似ランダムビット列に、連続的に組み込む、 ことから成る、前記方法。 ２．請求項１記載のデジタルデータの暗号化のために用いる疑似ランダムビット 列を発生する方法において、前記複数の多ビット値を発生するステップは、各々 前記選択されたキービットの全ての関数である値を発生することを含んでいる、 前記方法。 ３．請求項１記載のデジタルデータの暗号化のために用いる疑似ランダムビット 列を発生する方法であって、前記レジスタの内容を定期的に初期化する、追加ス テップを含んでいる、前記方法。 ４．請求項１記載のデジタルデータの暗号化のために用いる疑似ランダムビット 列を発生する方法において、前記複数の多ビット債を発生するステップは、各々 、前記選択されたキービットの少なくともいくつかと、前記計算の巡回的繰り返 しと比較して遅い速度で定期的に値を増分するカウンタ内に含まれている値との 関数である、値を発生することを含んでいる、前記方法。 ５．請求項１記載のデジタルデータの暗号化のために用いる疑似ランダムビット 列を発生する方法において、前記レジスタ内に数値列を発生するステップは、前 記レジスタに複数の個別なデータバイトを記憶し、各動作の巡回に応答して、前 記バイトの１つのみを増分することを含んでいる、前記方法。 ６．請求項５記載のデジタルデータの暗号化のために用いる疑似ランダムビット 列を発生する方法において、レジスタに数値列を発生する前記ステップは、前記 レジスタに３つの別個なデータバイトを記憶し、各動作の巡回に応答して、前記 バイトの１つのみを増分することを含んでいる、前記方法。 ７．請求項５記載のデジタルデータの暗号化のために用いる疑似ランダムビット 列を発生する方法において、多ビット値の列を計算する前記ステップは、あるア ルゴリズムにしたがって前記計算を行なうことを含んでおり、各計算された値は 、前記メモリのそれぞれ２つの別個な位置に記憶されている少なくとも２つの多 ビット値と、前記レジスタ内に含まれている前記別個なデータバイトの少なくと も１つの関数である、前記方法。 ８．請求項７記載のデジタルデータの暗号化のために用いる疑似ランダムビット 列を発生する方法において、多ビット値の列を計算する前記ステップは、少なく とも３つの別々のアルゴリズムにしたがって前記計算を行なうことを含んでおり 、前記第１のアルゴリズムにしたがって計算された各値は、前記メモリ内の２つ の別個な位置にそれぞれ記憶されている少なくとも２つの多ビット値と、前記レ ジスタ内に含まれている前記別個なデータバイトの第１のものとの関数であり、 前記第２のアルゴリズムで計算された各値は、事前に選択された参照テーブル内 の１つの別個な位置に記憶されている多ビット値と、前記レジスタ内に含まれて いる前記別個なデータバイトの第２のものとの関数であり、及び前記第３のアル ゴリズムで計算された各値は、前記レジスタ内に含まれている前記別個のデータ バイトの第３のものと、それに加算された増分値との関数である、前記方法。 ９．請求項８記載のデジタルデータの暗号化のために用いる疑似ランダムビット 列を発生する方法において、前記第１のアルゴリズムは、 Ａ′＝Ａ＃［Ｋ（Ｂ）＋Ｋ（Ｃ）］ であり、ここで、Ａは、前記別個のデータバイトの第１のものであり、Ｋ（Ｂ） 及びＫ（Ｃ）は、Ｂ及びＣが、それぞれ、値Ｋを取り出す前記メモリ内のアドレ スとして用いられることを意味し、＋はモジュロ語長の加算を表し、及び＃は、 モジュロ語長の加算或は全語長でのビット毎の排他的オアであり、 前記第２のアルゴリズムは、 Ｂ′＝Ｂ＃Ｒ（Ａ） であり、ここで、Ｂは前記別個なデータバイトの第２のものであり、Ｒ（Ａ）は 、Ａが値Ｒを取り出す固定参照テーブル内のアドレス、または出力Ｒを与える組 み合せ論理ブロックの入力として、Ａのビットが供給されることを意味し、及び ＃は、モジュロ語長の加算或は全語長でのビット毎の排他的オアであり、及び前 記第３のアルゴリズムは、 Ｃ＝Ｃ′＋１ であり、ここで、Ｃは前記別個なデータバイトの第３のものであり、＋はモジュ ロ語長の加算を表す、前記方法。 １０．請求項９記載のデジタルデータの暗号化に用いるための疑似ランダムビッ ト列を発生する方法において、前記参照テーブルまたは組み合せ論理は、少なく ともＡの語長より長く、Ｂの語長以下である、ある数の出力ビットを有するＲに 対する値を生成する、前記方法。 １１．請求項１０記載のデジタルデータの暗号化に用いるための疑似ランダムビ ット列を発生する方法において、前記参照テーブルヘの入力ビットの可能性のあ る各状態を、Ｒに対する唯一の出力値に割り当てる、前記方法。 １２．請求項５記載のデジタルデータの暗号化に用いるための疑似ランダムビッ ト列を発生する方法において、レジスタ内に数値列を発生する前記ステップは、 前記レジスタに、３つの別個なデータバイトを記憶することを含み、前記多ビッ ト値の列を計算するステップは、３つの別個な値を計算することを含み、及び前 記レジスタの内容を巡回的にリセットするステップは、前記レジスタ内の前記３ つの別個なデータバイトの各々を、各計算ステップに続いて、前記３つの別個の 計算値のそれぞれと置き換えることを含んでいる、前記方法。 １３．請求項１２記載のデジタルデータの暗号化に用いるための疑似ランダムビ ット列を発生する方法において、多ビットキーワードを巡回的に抽出する前記ス テップは、前記３つの別個な計算値の少なくとも１つを、前記キーワードとして 選択することを含んでいる、前記方法。 １４．請求項１２記載のデジタルデータの暗号化に用いるための疑似ランダムビ ット列を発生する方法において、多ビットキーワードを巡回的に抽出する前記ス テップは、前記３つの別個な計算値の少なくとも１つを選択し、前記キーワード が前記少なくとも１つの計算値の関数である第２のアルゴリズムにしたがって、 前記キーワードを計算することを含んでいる、前記方法。 １５．請求項１４記載のデジタルデータの暗号化に用いるための疑似ランダムビ ット列を発生する方法であって、連続キーワードの各キーブロックの開始におい て、前記レジスタ内の値を初期化する付加的ステップを含み、そして、前記第２ のアルゴリズムは、前記キーワードを、前記第１のアルゴリズムにしたがって計 算された値の少なくとも１つ並びに前記キーブロック内で計算されている特定の キーワードの連続位置の関数として、定義する、前記方法。 １６．請求項１４記載のデジタルデータの暗号化に用いるための疑似ランダムビ ット列を発生する方法であって、連続キーワードの各キーブロックの開始におい て前記レジスタ内の値を初期化する付加的ステップを含み、そして、多ビットキ ーワードを巡回的に抽出する前記ステップは、前記３つの別個の計算値の１つの みを選択することを含み、更に、前記第２のアルゴリズムは、Ｗ（Ｎ）＝Ｂ＋′ Ｋ［Ａ＋Ｎ］ であり、ここで、 Ｗ（Ｎ）は、計算すべきキーワードであり、Ｎは、キーブロック内で計算されて いる特定のキーワードの連続位置であり、Ａは、前記別個なデータバイトの第１ のものの値であり、Ｂは前記別個なデータバイトの第２のものであり、＋は排他 的オアを表し、Ｋ［Ａ＋Ｎ］は、ＡとＮとの排他的オアの組み合せが、Ｋの値を 取り出すメモリ内のアドレスとして用いられることを意味し、そして＋′は、排 他的オアまたはモジュロ語長の加算のいずれかとすることができる、前記方法。 １７．請求項１４記載のデジタルデータの暗号化に用いるための疑似ランダムビ ット列を発生する方法であって、連続キーワードの各キーブロックの開始におい て前記レジスタ内の値を初期化する付加的なステップを含み、そして、多ビット キーワードを巡回的に抽出する前記ステップは、前記３つの別個な計算値の１つ のみを選択することを含み、そして、前記第２のアルゴリズムは、Ｗ（Ｎ）＝Ｂ ＋Ｋ［Ｒ（Ａ＋Ｎ）］ であり、ここで、 Ｗ（Ｎ）は、計算すべきキーワードであり、Ｎは、キーブロック内で計算されて いる特定のキーワードの連続位置であり、Ａは、前記別個なデータバイトの第１ のものの値であり、Ｂは、前記別個なデータバイトの第２のものであり、Ｒ（Ａ ＋Ｎ）は、Ａ＋Ｎが値Ｒを取り出す固定参照テーブルのアドレスであること、ま たは、Ａ＋Ｎのビットが出力Ｒを与える組み合わせ論理ブロックの入力として供 給されることを意味し、＋は、排他的オアを意味し、そして、Ｋ［Ｒ（Ａ＋Ｎ） ］は、前記参照テーブルのＡとＮとの排他的オアの組み合せのアドレスにおいて 得られる値Ｒが、Ｋの値を取り出すメモリ内のアドレスとして用いられることを 意味する、前記方法。 １８．請求項１４記載のデジタルデータの暗号化に用いるための疑似ランダムビ ット列を発生する方法であって、連続キーワードの各キーブロックの開始におい て前記レジスタ内の値を初期化する付加的なステップを含み、そして、多ビット キーワードを巡回的に抽出する前記ステップは、前記３つの別個な計算値の１つ のみを選択することを含み、更に、前記第２のアルゴリズムは、Ｗ（Ｎ）＝Ｒ［ Ａ＋Ｎ］＋Ｋ［Ｂ＋Ｎ］であり、ここで、 Ｗ（Ｎ）は、計算すべきキーワードであり、Ｎは、キーブロック内で計算されて いる特定のキーワードの連続位置であり、Ａは、前記別個なデータバイトの第１ のものの値であり、Ｂは、前記別個なデータバイトの第２のものであり、Ｒ［Ａ ＋Ｎ］）は、Ａ＋Ｎが値Ｒを取り出す固定参照テーブルのアドレスであること、 またはＡ＋Ｎのビットが出力Ｒを与える組み合わせ論理ブロックの入力として供 給されることを意味し、＋は、排他的オアを意味し、そして、Ｋ［Ｂ＋Ｎ］は、 ＢとＮとの排他的オアの組み合せのアドレスが、Ｋの値を取り出すメモリ内のア ドレスとして用いられることを意味する、前記方法。 １９．デジタルデータの暗号化に用いるための疑似ランダムビット列を発生する システムであって、前記ビット列は、複数の選択されたキービットの関数であり 、前記システムは、各々が前記選択されたキービットの少なくとも１つの関数で ある、複数の多ビット値を発生する手段と、 前記複数の多ビット値の各々をメモリ内の別個の位置に記憶する手段と、 各動作サイクルに応答して、前記レジスタ内に含まれている現在値を増分するこ とによって、レジスタ内に数値列を発生する手段と、 第１の事前に選択されたアルゴリズムにしたがって、各々の値が前記メモリ内に 記憶された多ビット値の少なくとも１つ及び前記レジスタに含まれる値の関数で ある、多ビット値の列を、巡回的に計算する手段と、各計算の結果として得られ た値によって、前記レジスタの内容を、巡回的にリセットする手段と、各計算の 結果として得られた値の関数である多ビットキーワードを、巡回的に抽出する手 段と、及び前記多ビットキーワードを前記疑似ランダムビット列に、連続的に組 み込む手段と、 から成る、前記方法。 ２０．請求項１９記載のデジタルデータの暗号化のために用いる疑似ランダムビ ット列を発生するシステムにおいて、前記複数の多ビット値を発生する手段は、 各々前記選択されたキービットの全ての関数である値を発生する手段を含んでい る、前記システム。 ２１．請求項１９記載のデジタルデータの暗号化のために用いる疑似ランダムビ ット列を発生するシステムであって、前記レジスタの内容を定期的に初期化する 手段も含んでいる、前記システム。 ２２．請求項１９記載のデジタルデータの暗号化のために用いる疑似ランダムビ ット列を発生するシステムにおいて、前記複数の多ビット値を発生する手段は、 各々、前記選択されたキービットの少なくともいくつかと、前記計算の巡回的繰 り返しと比較して遅い速度で定期的に値を増分するカウンタ内に含まれている値 との関数である、値を発生する手段を含んでいる、前記システム。 ２３．請求項１９記載のデジタルデータの暗号化のために用いる疑似ランダムビ ット列を発生するシステムにおいて、前記レジスタ内に数値列を発生する手段は 、前記レジスタに複数の個別なデータバイトを記憶する手段と、各動作の巡回に 応答して、前記バイトの１つのみを増分する手段とを含んでいる、前記システム 。 ２４．請求項２３記載のデジタルデータの暗号化のために用いる疑似ランダムビ ット列を発生するシステムにおいて、レジスタに数値列を発生する前記手段は、 前記レジスタに３つの別個なデータバイトを記憶する手段と、各動作の巡回に応 答して、前記バイトの１つのみを増分する手段とを含んでいる、前記システム。 ２５．請求項２３記載のデジタルデータの暗号化のために用いる疑似ランダムビ ット列を発生するシステムにおいて、多ビット値の列を計算する前記手段は、あ るアルゴリズムにしたがって前記計算を行なう手段を含んでおり、各計算された 値は、前記メモリのそれぞれ２つの別個な位置に記憶されている少なくとも２つ の多ビット値と、前記レジスタ内に含まれている前記別個なデータバイトの少な くとも１つの関数である、前記システム。 ２６．請求項２５記載のデジタルデータの暗号化のために用いる疑似ランダムビ ット列を発生するシステムにおいて、多ビット値の列を計算する前記手段は、少 なくとも３つの別々のアルゴリズムにしたがって前記計算を行なう手段を含んで おり、前記第１のアルゴリズムにしたがって計算された各値は、前記メモリ内の ２つの別個な位置にそれぞれ記憶されている少なくとも２つの多ビット値と、前 記レジスタ内に含まれている前記別個なデータバイトの第１のものとの関数であ り、前記第２のアルゴリズムで計算された各値は、事前に選択された参照テーブ ル内の１つの別個な位置に記憶されている多ビット値と、前記レジスタ内に含ま れている前記別個なデータバイトの第２のものとの関数であり、及び前記第３の アルゴリズムで計算された各値は、前記レジスタ内に含まれている前記別個のデ ータバイトの第３のものと、それに加算された増分値との関数である、前記シス テム２７．請求項２６記載のデジタルデータの暗号化のために用いる疑似ランダ ムビット列を発生するシステムにおいて、前記第１のアルゴリズムは、 Ａ′＝Ａ＃［Ｋ（Ｂ）＋Ｋ（Ｃ）］ であり、ここで、Ａは、前記別個のデータバイトの第１のものであり、Ｋ（Ｂ） 及びＫ（Ｃ）は、Ｂ及びＣが、それぞれ、値Ｋを取り出す前記メモリ内のアドレ スとして用いられることを意味し、＋はモジュロ語長の加算を表し、及び＃は、 モジュロ語長の加算或は全語長でのビット毎の排他的オアであり、 前記第２のアルゴリズムは、 Ｂ′＝Ｂ＃Ｒ（Ａ） であり、ここで、Ｂは前記別個なデータバイトの第２のものであり、Ｒ（Ａ）は 、Ａが値Ｒを取り出す固定参照テーブル内のアドレス、または出力Ｒを与える組 み合せ論理ブロックの入力として、Ａのビットが供給されることを意味し、及び ＃は、モジュロ語長の加算或は全語長でのビット毎の排他的オアであり、及び前 記第３のアルゴリズムは、 Ｃ＝Ｃ′＋１ であり、ここで、Ｃは前記別個なデータバイトの第３のものであり、＋はモジュ ロ語長の加算を表す、前記システム。 ２８．請求項２７記載のデジタルデータの暗号化に用いるための疑似ランダムビ ット列を発生するシステムにおいて、前記参照テーブルまたは組み合せ論理は、 少なくともＡの語長より長く、Ｂの語長以下である、ある数の出力ビットを有す るＲに対する値を生成する、前記システム。 ２９．請求項２８記載のデジタルデータの暗号化に用いるための疑似ランダムビ ット列を発生するシステムにおいて、 前記参照テーブルヘの入力ビットの可能性のある各状態を、Ｒに対する唯一の出 力値に割り当てる、前記システム。 ３０．請求項２３記載のデジタルデータの暗号化に用いるための疑似ランダムビ ット列を発生するシステムにおいて、レジスタ内に数値列を発生する前記手段は 、前記レジスタに、３つの別個なデータバイトを記憶する手段を含み、前記多ビ ット値の列を計算する手段は、３つの別個な値を計算する手段を含み、及び前記 レジスタの内容を巡回的にリセットする手段は、前記レジスタ内の前記３つの別 個なデータバイトの各々を、各計算ステップに続いて、前記３つの別個の計算値 のそれぞれと置き換える手段を含んでいる、前記システム。 ３１．請求項３０記載のデジタルデータの暗号化に用いるための疑似ランダムビ ット列を発生するシステムにおいて、多ビットキーワードを巡回的に抽出する前 記手段は、前記３つの別個な計算値の少なくとも１つを、前記キーワードとして 選択する手段を含んでいる、前記システム。 ３２．請求項３０記載のデジタルデータの暗号化に用いるための疑似ランダムビ ット列を発生するシステムにおいて、多ビットキーワードを巡回的に抽出する前 記手段は、前記３つの別個な計算値の少なくとも１つを選択する手段と、前記キ ーワードが前記少なくとも１つの計算値の関数である第２のアルゴリズムにした がって、前記キーワードを計算する手段とを含んでいる、前記システム。 ３３．請求項３２記載のデジタルデータの暗号化に用いるための疑似ランダムビ ット列を発生するシステムであって、連続キーワードの各キーブロックの開始に おいて、前記レジスタ内の値を初期化する手段も含み、そして、前記第２のアル ゴリズムは、前記キーワードを、前記第１のアルゴリズムにしたがって計算され た値の少なくとも１つ並びに前記キーブロック内で計算されている特定のキーワ ードの連続位置の関数として、定義する、前記システム。 ３４．請求項３２記載のデジタルデータの暗号化に用いるための疑似ランダムビ ット列を発生するシステムであって、連続キーワードの各キーブロックの開始に おいて前記レジスタ内の値を初期化する手段も含み、そして、多ビットキーワー ドを巡回的に抽出する前記手段は、前記３つの別個の計算値の１つのみを選択す る手段を含み、更に、前記第２のアルゴリズムは、 Ｗ（Ｎ）＝Ｂ＋′Ｋ［Ａ＋Ｎ］ であり、ここで、 Ｗ（Ｎ）は、計算すべきキーワードであり、Ｎは、キーブロック内で計算されて いる特定のキーワードの連続位置であり、Ａは、前記別個なデータバイトの第１ のものの値であり、Ｂは前記別個なデータバイトの第２のものであり、＋は排他 的オアを表し、Ｋ［Ａ＋Ｎ］は、ＡとＮとの排他的オアの組み合せが、Ｋの値を 取り出すメモリ内のアドレスとして用いられることを意味し、そして＋′は、排 他的オアまたはモジュロ語長の加算のいずれかとすることができる、前記方法。 ３５．基地局及び移動ユニットによって送信及び受信されるデジタルデータスト リームが暗号的にエンコードされて遠隔通信の機密性を与える、デジタルセルラ 通信システムであって、 二進ビットの疑似ランダムキーストリームを、前記システムにおける各送信機及 び受信機のデジタル信号を搬送する情報に付加して、前記システム内で送信及び 受信されるデジタルデータストリームを作成する手段と、複数の選択された秘密 キーの関数として、前記二進ビットの疑似ランダムキーストリームを発生する手 段であって、 各々、前記選択されたキービットの少なくとも幾つかの関数である、複数の多ビ ット値を発生する手段と、前記複数の多ビット値の各々を、メモリ内の別個の位 置に記憶する手段と、 各動作サイクルに応答して、レジスタ内に含まれている現在値を増分することに よって、前記レジスタ内に数値列を発生する手段と、 各々、前記メモリ内に記憶された多ビット値の少くとも１つ、及び前記レジスタ 内に含まれている値の関数である、多ビット値の列を、第１の事前に選択された アルゴリズムにしたがって、巡回的に計算する手段と、各計算の結果として得ら れた値で、前記レジスタの内容を巡回的にリセットする手段と、 各計算の結果として得られた値の関数である、多ビットキーワードを巡回的に抽 出する手段と、及び前記多ビットキーワードを、連続的に前記二進ビットの疑似 ランダムキーストリームに組み合わせる手段とから成る、前記キーストリーム発 生手段と、から成る、前記システム。 ３６．請求項３５記載のデジタルセルラ通信システムにおいて、複数の多ビット 値を発生する前記手段は、各々、前記選択されたキービット全ての関数である、 値を発生する手段を含んでいる、前記システム。 ３７．請求項３５記載のデジタルセルラ通信システムであって、前記レジスタの 内容を定期的に初期化する手段も含んでいる、前記システム。 ３８．請求項３５記載のデジタルセルラ通信システムにおいて、複数の多ビット 値を発生する前記手段は、各々、前記選択されたキービットの少なくともいくつ かと、前記計算の巡回的繰り返しに比較して遅い速度で定期的に値が増分される カウンタ内に含まれている値との、両方の関数である値を発生する手段を含んで いる、前記システム。 ３９．請求項３５記載のデジタルセルラ通信システムにおいて、レジスタに値の 列を発生する前記手段は、前記レジスタに複数の別個のデータバイトを記憶する 手段と、各動作サイクルに応答して、前記バイトの１つのみを増分する手段とを 含んでいる、前記システム。 ４０．請求項３９記載のデジタルセルラ通信システムにおいて、前記レジスタに 数値列を発生する手段は、前記レジスタに３つの別個のデータバイトを記憶する 手段と、各動作サイクルに応答して、前記バイトの１つのみを増分する手段とを 含んでいる、前記システム。 ４１．請求項３９記載のデジタルセルラ通信システムにおいて、多ビット値の列 を計算する前記手段は、あるアルゴリズムにしたがって前記値を計算する手段を 含み、各々が、前記メモリの２つの別個の位置に夫々記憶されている２つの多ビ ット値と、前記レジスタ内に含まれている前記別個のデータバイトの少なくとも １つの関数である、前記システム。 ４２．デジタル情報のストリームを暗号化するために用いられる疑似ランダムビ ット列を発生するために必要な論理ハードウエアの量を減少させる方法であって 、前記ビット列は複数の選択された秘密キービットの関数であり、前記方法は、 選択された秘密キービットの数より数において大きな１組のデジタル値であって 、各々前記キービットの少なくとも幾つかの論理関数である値をメモリ内に記憶 し、 プログラム制御の下で汎用プロセッサによって、各々が、メモリに記憶されてい るデジタル値の少なくとも１つの関数である、多ビット値の列を繰り返し計算し 、及び 前記計算された値の列を、前記疑似ランダムビット列に組み合わせること、 から成る、前記方法。