JPH08512184A - 疑似乱数を用いる伝送メッセージの暗号確認 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 自動車ドアロック受信機モジュール（３０）と複数の送信機ユニット（１６）は、フォブのスイッチを閉じることによって登録された指令を示す指定されたフォブのいかなるものからの暗号化されたメッセージを確認するために、確認ナンバー，秘密（シークレット）初期値，およびフィードバックマスクを含んでいる。各フォブは、シークレット初期値と連結された真の乱数によって受信機モジュールと同期されるとともに、リニアフィードバックシフトレジスタ又は他の動作を通して暗号化される。第２のシークレット初期値は暗号化され、かつ指令ビットは低オーダビット位置に排他論理和され、２つの暗号化されたナンバーはフォブＩＤで送信されたキーワードを形成するために暗号化される。同期は連結された真の乱数とシークレット初期値を解読するための解読を含み、真の乱数は最新に伝送された同期指令の複写を避けるために前に受信された乱数と比較される。連続するロック関連の指令は、スタート値として真の乱数と第２のシークレット初期値からの暗号化されたナンバーを用い、暗号化繰り返しの疑似乱数を用いる。応答間の１／２秒遅れは数値試行によってアクセスされる。確認されたパニック警報は、乗物のヘッドライトと警笛を操作するが、同期を変えるものではない。

Description

【発明の詳細な説明】 疑似乱数を用いる伝送メッセージの暗号確認 技術分野 この発明は、フォブからの伝送に応答して、自動車のドア又はトランクのロッ クを解除する自動車のキーチェーンフォブのようなタイプの、乱数的かつ暗号的 に符号化された伝送に関する。 背景技術 伝送を受信時に確認するために、符号化伝送技術は、安価にして便利であると ともに、技術的な生存度（安全性）の基準に含まれていなければならない。価格 と便利さの基準は相当な程度（例えば多数ビットの２進数）の多項式を符号化す るのに困難である。更に、暗号処理は、ユーザ（使用者）が受信できるためには 、１秒以下でなされなければならない。価格と重量の制限で、システムにおいて 使用されるマイクロプロセッサ又は他の信号処理装置の大きさが制限される。 そのようなシステムの例が、ヒル（Ｈｉｌｌ）とフィン（Ｆｉｎｎ）の共有で ある米国特許第５，１９１，６１０号に開示されている。そのシステムは、送信 機の場合と同じように受信機において、同じ種類の数と所定のフィードバックマ スクを有するリニアフィードバックシフトレジスタ乱数発生器を用いる。リニア フィードバックシフトレジスタ乱数発生器の繰り返し数は受信機と送信機の双方 において計数され、指令が送られる各時間毎にさらに繰り返しがあ る。受信機は１つの伝送を確認するものではなく（送信機は受信機からの大きな 距離で不注意に作動されるので）、受信機は受信した伝送にマッチする適正な数 の繰り返しの取り上げを許可される。送信機は、受信機を送信機疑似乱数に再同 期させるための新しい電流疑似乱数を再生させるために遂行すべき種子からの繰 り返しがどれ位であるかを受信機に通知する。 前述したシステムは、受信機と送信機が配線されているか又は工場で２進のフ ィードバックマスクとして負荷されるとともに対として売られていることを、必 要とする。それは、販売権を持つ人員とのかかわり合いが無ければ、送信機を現 存の受信機に適合させることは出来ず、安全性を損ねることになる。 乗物を解錠するのに使用される符号化されたキーパッドは固有の安全性を持っ ている。キーを押すことにより符号化する言葉は、見えないようにしゃ蔽するこ とが出来、かつ視界線を越えて決定することは出来ない。さらに、コードを複製 するための試みにおいて、キーパッドに入るじゃま物の危険性がある（もちろん 、自動車が例えば私的または他の空きガレージに駐車されていなければ）。かく して、キーパッドは解析によって違反するものでもなく、かつ試行によって違反 されるべきものでもない。 反対に、遠隔送信を使用するロックシステムは、他の乗物において転送の監視 ができるので、安全性が法外に危ぶまれることになる。従って、例えば予約され た駐車場（高価な車を含む）において、所定の車への多くの送信を、記録するこ とができるとともに、例えば空港のように長時間車を残しておくような駐車敷地 において、莫大 な量の乱数を送信することによって、安全システム（又は一度にいくつかのシス テムでも）の侵害を試みる機会を与えることになる。 送信機が現存の受信機に新たに割り当てられても、送信機自体（すなわち、車 自体の中で）を通して送信機にアクセスすることが公認された時に動作を制限す ることなくして、新しいフォブを許可するには充分でない。従って、伝統的なキ ー等によって車にアクセスすることは新たに割り当てられた送信機を現存の受信 機にマッチングさせることの安全性を確約できる。送信機と受信機間の同期損失 の場合、受信機を送信機によって供給される特殊な疑似乱数に同期させることは 、二、三の送信、および前の送信への同期に基づく不正な安全性の侵害に対して 非常に容易にするとともに、解析に基づいて好結果となると期待される数を使用 する。再同期コードの単なる困惑は好結果の再同期と困惑機能解析結果によって 妥協できる。危険であるのは、単一の車が破壊されることではなく、優れた能力 が発展しその後に多数の同じタイプの自動車の安全性を侵害するために使用され ることである。 発明の開示 本発明の目的は、解析によって侵害を極めて困難とし、送信された信号の解析 によって安全性の数値試行侵害のために必要とされる数の量を減らすことにおけ る基本的な助けを必要とせず、かつ乗物に対して基本的に有用である、改良され た遠隔操作システムを提供することである。本発明の他の目的は最小の相関関係 をもった急速な疑似乱数発生を含む。 本発明は良く知られている排他論理和動作の可逆特性に属している。本発明は 、さらに、例えばリニアフィードバックシフトレジスタ動作を含む暗号化のよう な、暗号化の可逆性に属している。 本発明によれば、送信機と受信機間の暗号の確認は、分配された秘密初期値を 持つ真の乱数の連鎖からの暗号化されたワード（言葉）を含んでおり、受信機に おける解読は受信されたワードからの連鎖を再生させ、そして秘密初期値部分は 受信機において再生された連鎖の対応する秘密初期値と比較される。さらに本発 明によれば、その部分が同一であれば、純粋な乱数部分は前に受信した乱数部分 と比較され、秘密初期値の比較と、乱数部分間の比較の不足によって確認が行わ れ、これにより最新の伝送を模写しようとするいかなる試みをも挫折させる。さ らに、本発明によれば、伝送された言葉（ワード）は、他の数と順番に連結され た前述の暗号化された連鎖を含むワードについて、例えばリニアフィードバック シフトレジスタのように、解読を行うことによって行われる。 さらに本発明によれば、秘密初期値を有する真の乱数の連鎖から解読された言 葉は、送信機を暗号的に再生することによって確立された確認ワードを少なくと も一部として、受信機に使用される。 本発明によれば、キーワード中に暗号化されるべき数は、そのビット部分に排 他論理和された指令ビットを持っている。同一の数と解読されたキーワードとの 排他論理和をとることによって、指令が再生される。指令ビットは同期動作とパ ニック警報又はロック関連指令を同一にする。さらに本発明によれば、受信モジ ュールによって遂行されるべき指令を示す指令ビットは、伝送用として受信モジ ュールに暗号化されたワードの一部に排他論理和されることによって供給され、 かつ受信モジュールにおける同一部分と排他論されることによって解読されたワ ードから再生される。 本発明によれば、伝送の暗号確認において使用されるワードは、コマンド部分 に排他論理がとられた指令−表示ビットを含んでいる。さらに本発明によれば、 解読されたワードの指令でない部分は、確認用として、受信機におけるワードの 対応する部分と比較され、もし成功であれば、受信機におけるワードの残りの部 分は、実行されるべき指令を再生するために、解読されたワードと排他論理和さ れる。 本発明によれば、送信機に対する受信機の暗号再同期は再同期メッセージの暗 号確認について調整される。 本発明によれば、一つの指令は自動車のライトと警笛又は他の警報を引き立た せ（セットオフ）、その指令は受信機と送信機間の暗号化の同期に何ら依存しな い。 本発明は自動車のロックシステム以外のリモートシステムにおいても使用可能 である。 本発明の他の目的、特長および利点は、添付図面に示されているような代表的 な実施例の詳細な説明によってより明らかになる。 図面の簡単な説明 第１図は本発明による送信機の様式化され簡略化された概略ブロック図である 。 第２図は本発明による受信機の様式化され簡略化された概略ブロ ック図である。 第３図は本発明による送信機の暗号化ルーチンのロジックフロー図である。 第４図は本発明において使用可能であるスイッチしゃ断サブルーチンのロジッ クフロー図である。 第５図は本発明による受信機解読ルーチンの第１の部分のロジックフロー図で ある。 第６図は本発明による解読ルーチンのパニックコマンド又は再同期コマンドの ロジックフロー図である。 第７図は本発明による解読ルーチンの正常なコマンド確認部分のロジックフロ ー図である。 第８図は第３図の暗号化ルチンの変形例を示す部分的なロジックフロー図であ る。 第９図は第６図の解読ルーチンの変形例を示す部分的なロジックフロー図であ る。 発明を実施するための最良な形態 本発明の一実施例は、シークレット暗号化自動車のドアとトランクロックおよ びアンロック機構における使用である。ある仕事例えばロック指令（ドアのロッ ク又はアンロック、トランクの開放）、パニック状態において自動車に関するラ イトと警笛又は他の警報を行うため、又は暗号の同期、自動車における送信機と 受信機との間の再同期を行うための指令を行うことは、キーチェーンフォブ又は 第１図に示すハンドヘルド（携帯）送信機ユニットに配設された複 数のボタン１２〜１５の制御のもとにある。スイッチ１２〜１５は触覚又はスイ ッチ式であり、ＰＲＯＭＩ９，ＲＡＭ２０およびＲＯＭ２１に関連するマイクロ プロセッサ１７に供給する。ＰＲＯＭ１９は一度だけプログラム可能であり、技 術分野で良く知られているように、１セットの入力／出力関係を持っている。代 表的には、製造に関して各フォブ１６は１６ビットの確認ナンバーを確立するた めのＰＲＯＭを有する。確認ナンバーは、以下に詳述するように、秘密情報とし て保護されることもなく、暗号化されたメッセージからの２つのシークレット初 期（種子）値でなく、かつ３つのシークレットフードバックマスク（暗号化プロ セスにおけるフィードバック排他的論理和用の適正な多項式を規定するための） は、以下に述べられているようにシフトレジスタとコマンドの変化値を含んでい る。マイクロプロセッサ１７のプログラムはＲＯＭ２１に包含されている。これ は電力消費を非常に低くすることが出来るとともに、適正なバッテリ２４を約５ 年間持続させることが出来た。マイクロプロセッサ１７は６４ビット指令要求ワ ード２５を組成し、そのワード２５は適正な送信機２７（例えばＲＦ又は赤外線 ）にライン２６を通して供給され、ディジタルビット又はその他の例えば１０メ ートル以上でない適正な距離で、送信機２７は指令要求を直列に送出する。 フォブ１６は、その有用な寿命の前に、４つのフォブまでのセットを形成する ために３つ以上のフォブ（ここの例では）に沿う特殊な自動車に関連し、そのい ずれかの一つは、自動車又は他の固定された容器内の関連した受信機モジュール ３０に関するロック又はパ ニック警報操作ができる。自動車における受信機モジュール３０は受信機３１を 含み、この受信機３１は直列ビットを受け、これらの直列ビットをライン３２を 通してマイクロプロセッサ３３に印加する。ここで６４ビットワードは６４ビッ トワード３８において複製される。マイクロプロセッサ３３はバッテリシステム ３９から電力が供給される。マイクロプロセッサ３３はそれに関連する電気的に 消去可能なＰＲＯＭ４０，ＲＡＭ４１およびＲＯＭ４２を持っている。各フォブ は、取り替えることができ、いつでもモジュール３０に適合される。６４ビット ワード２５（第１図）は、各フォブのＩＤ，シークレット初期値とマスクによっ て、公式化され、ダウンロード信号はある方法で工場の社員によってライン４９ に供給される。受信機３０が同時に改ざんされなければ安全を脅かすことがない ので、これはジャンパーによって又は他の適当な方法において遂行され、後述す るように避けることが出来る。ダウンロードの間に受信機モジュール３０に送ら れる６４ビットワード２５はダウンロード動作を示す１ビットを含んでいる。６ ４ビットワード３８（第２図）におけるダウンビットの存在によって、自動車受 信機３０がダウンロード状態にされていること例えばジャンパー５１又は他の安 全測定によって供給されるライン５０のダウンロードを発生させることが出来る 。ダウンロードが適正に示されると、ＰＲＯＭ１９からのフォブＩＤと２つの初 期値は電気的に消去可能なＰＲＯＭ４０に蓄えられる。それから、初期値と同じ ビット長の２つのシークレットフィードバックマスクは同様な方法でＩＤが送ら れる。同様な手法で、３つの他のフォブ（この例で）の初期値，フィードバ ックマスクおよびＩＤが、有効なダウンロードの間に、自動車の受信機３０に送 られる。 ワード２５は、第１図における、特別の６４ビットレジスタ内にある。しかし ながら、直列に伝送されるワードである出力部分を保持するために用いられるア ドレスにおけるワード２５は実際にはＲＡＭ２０の種々な部分に現れる。同様に して、マイクロプロセッサ１７内の全ての見かけ上のハードウェアは処理との関 係を示しているにすぎない。それは第１図に示されているように実施できること を示すとともに、ハードウェアによって再収集することによって遂行される。 マイクロプロセッサ３３は、第１図に関して上述したように、ハードウェア又 はソフトウェアのどちらでも良いような機能と処理を持っている。 第１図に関する説明はハードウェア形式での説明であり、本発明におけるソフ トウェアによる実施については第３〜７図に関して後述する。 受信機モジュール３０は、自動車のロック４３に接続されているとともに、同 様にして自動車の警笛とライト４４又は他の警報装置に接続されている。 フォブがロック又は警報に使用される前に、同期が起こらなければならない。 ここで、これは、後述するように、システムの寿命の間に異なる時間で用いられ るので、再同期として言及されている。この点で処理が、２０ビットリニアフィ ードバックシフトレジスタ（ＬＦＳＲ）５３に位置するフォブ１６と１９ビット ＬＦＳＲ５４ および対応するフィードバックエクスルーシブＯＲ５５，５６の入力で有効であ るＬＦＳＲ５３，５４用の２つのシークレット初期（種子）値で始まるのを満足 させる。 初期同期（初期再同期指令）は、完全なビット−ワイズコンボルューションを 供給するために、シフトレジスタ５４の１９繰り返しとシフトレジスタ５４の少 なくとも１９の繰り返しを含んでいる。プログラミングを容易にするために、両 方のレジスタは、初期（ここで仮定されている）の間に、２０繰り返しを含んで いる。各サイクルにおいて、高オーダビットは、ライン６１，６２によって低オ ーダビットに伝送され、かつシフトレジスタ５３，５４内の次の高オーダビット を形成するために、フィードバックマスクにおけるビットによって同一化される （確認される）シフトレジスタ５３，５４のこれらのビットを有するエクスクル ーシブＯＲである。このことは、ニューメリカルレシープス版、フランナリ、テ ウコリスキーとベータリング、ケンブリッジ大学出版、ケンブリッジＭＡ（１９ ８６）で述べられているように、最大長の疑似乱数を発生させる処理において、 リニアシフトレジスタの周知の機能である。２^N−１回の繰り返しの後にのみ繰 り返される級数Ｎを有する最長コードを供給するために、フィードバックマスク は適正な多項式を繰り返さなければならない。 このことは、ミッチェルとレベスキュー、ションウイレーとサンズ、ニューヨ ーク、ＮＹ（１９８５）によるディジタル通信用エラー修正技術の１０８−１０ ９頁と、ペテルソンとウェルドン ＭＩＴ出版、ケンブリッジＭＡ（１９７２） の目録Ｃにおいてより充分 に述べられている。 ここでの実施例では、リニアフィードバックシフトレジスタが用いられ、場合 によっては後述するような繰り返しの疑似乱数をシフトすることによりノンリニ アフィードバックシフトレジスタに変更される。しかしながら、他の周知の疑似 乱数発生技術は、例えば適合した疑似乱数発生器又は非直線性の適合した疑似乱 数を使用することが可能である（これらはコンピュータプログラミング技術、第 ２巻／半数アルゴリズム、版２、ナス、アディソン ウエルスレイ、ＭＡ（１９ ８１）の第３章）においてより充分に述べられており、又は逆の適合した疑似乱 数発生器（ニーデ、レイタ、ＳＩＡＭ）首都版、モンテプリア、ＶＴ（１９９２ ）；又は集法のＩ／Ｐ₁電力、不連続指数、ニーティングマップ、シフトレジス タ、又は小区画式の自動的な疑似乱数発生器（Ｊ．Ｃ．ラガリアス、暗号と通信 の数理論、ポメリア版、４２巻、Ｐｒｏｃ．ＳＩＭＡ（１９９０）の暗号と数理 論）において述べられている。 一般に、疑似乱数発生器は可逆であることを必要としない。可逆発生器は、現 在の疑似乱数と発生処理の完全な知識が与えられるものであり、前出の疑似乱数 は決定可能である。例えば、リニアフィードバックシフトレジスタ疑似乱数発生 器は可逆性のものである。 一般の操作は最初に理解すべきであるのでシステムが本来的に同期化されかつ レジスタを操作準備する方法については後述されている。 通常の場合においては、すべてのことが確立されかつシステムが正常に動作し ている時に、ロック、アンロック又はトランク開放指 令はボタン１２−１５の一つを押すことによって供給されると仮定する。これに より、マイクロプロセッサ１７は、始動（ｗａｋｅ ｕｐ）され、１サイクルの 動作を行う。動作のサイクルにおいて、ＲＡＭ２０はシフトレジスタ５３，５４ において前に残していた（ｌｅｆｔ）値を供給し、ＲＯＭ１９はシフトレジスタ ５５，５６用のマスクを供給する。それから、例えばシフトレジスタ５３，５４ の１又はそれ以上のビットの状態の如き、ある疑似によって、各シフトレジスタ は、クロックゲート６４のクロック６５への作用（効果）によるリニアフィード バックレジスタの１つ又は２つの繰り返し若しくは２つ又は３つの繰り返しが与 えられる。これは本発明の第１の特長であり、ビットの数に等しい倍数（それは 解読での２５６試行を許すための非常に多くのサイクルを行う）がシフトされる 代わりに、シフトレジスタは初期化の後に２，３の繰り返しを行うにすぎない。 これはフィードバックビットの少ないスクランブルを提するので、ＬＦＳＲを各 々異なった、種々の繰り返し変数とすることによって、連続するサイクルにおい て、疑似ランダム法に符号化が可能であることを数学的に確認することの困難性 が増す。 シフトレジスタ５３の繰り返しによって供給される疑似乱数は２０ライン６８ のトランクに渡って３９ビットシフトレジスタ６９に供給される。シフトレジス タ６９は、シフトフィードバック繰り返しの各サイクルの前に新しい数がロード されるのを除いて、ＬＦＳＲと同じ方法で、フィードバック７０に関連する。こ の意味において、それから、シフトレジスタ６９とフィードバックは、サイクリ ック代理機能コード発生器として動作する。３９ビットシフトレ ジスタ６９への他の入力はゲート７４からの１９ライン７３のトランクであり、 ゲート７４はライン７５のトランクの１９ビットＬＦＳＲ５４の低オーダ５ビッ トを指令レジスタ７７からの５ライン７６のトランク上の５ビットでエクスクル ーシブＯＲにすると、コマンドレジスタ７７はスイッチ１２−１５（又は、別々 の方法においてあるビットが使用されるならば少ないコマンド）のいずれかの操 作から解読された３２コマンドまで簡単に登録する。 かくして、各サイクルにおいて、それらの１つの低オーダビットにおいてコマ ンドエクスクルーシブ６Ｒを持っているＬＦＳＲの出力は３９ビットシフトレジ スタ６９に供給される。それから、シフトレジスタ６９はエクスクルーシブＯＲ プロセッサ７０を介してＬＦＳＲ型フィードバックの３９繰り返しを受ける。そ のＬＦＳＲ型フィードバックはＰＲＯＭ１９によって供給されたシークレットフ ィードバックマスクを使用する。これは、シフトレジスタ５３，５４からの２つ のワードのフルビット・ワイズ・コンボルューションを供給し、暗号化に必要な ものである。 シフトレジスタを使用することは、例えばヒル（Ｈｉｌｌ）とフィン（Ｆｉｎ ｎ）の特許の２つの発生器の実施例のような従来技術のシステムにおいて用いら れている。３９繰り返しが完成すると、その結果は、もし適切であれば、ＰＲＯ Ｍ４９，ダウンロードおよび例えば、ライン８１上のコマンドレジスタ７７から 供給された１６フォブＩＤビットパニック／再同期ビットのようなコマンドフラ グに沿って、６４ビットワード２５に対する３９ライン８０のトランクに供給さ れ解読されたキーワードである。確認の通常の場合、 ダウンロードとパニック／再同期の双方とも０である。それから、これらのビッ トの全体６４ビットワード２５用の７ライン８４のトランクについての７ビット エラー修正コード成分を生成するために、エラー修正符号化回路８３によって５ ７ライン８２のトランクについて監視される。代表的には単エラー修正、多重エ ラー検出コード（例えばハミングコード）が使用される。発明の示された実施例 では、キーワードへの入力を符号化するためのサイクリック代理機能としてリニ アフィードバックレジスタが使用される。しかしながら、周知の解読技術を使用 できる。例えば、マクエリス（ＭｃＥｌｉｅｃｅ）エラー修正コード暗号化，Ｒ ＳＡ暗号システム，別の累乗暗号システム，リニア又はノンリニア全長又は切断 され適合（調和）した暗号システム，又はＤＥＳ暗号システムがある。（ＩＥＥ Ｅ出版、ニューヨークＮＹ（１９９２）のシーメンス版における同時暗号文：情 報保全の科学の第１０章に充分に述べられているように）。 ６４ビットワードが充分に組み立てられると、それは直列に（ビットごとに） 又は他の方法で転送される周知の技巧によって、６４ビットワード３８にするた めに送信機２７を通して受信機３０に転送される。ワード３８の全てのビットは ５７ラインのトランクと７ライン９１を介してエラー修正および検出プロセス９ ２に印加される。シングルビットエラーが起これば、ライン９３（適正なものと して）上の信号は、エラー状態にあるビットを修正する。多重エラーが検出され ると、処理は全体的にボイドされ、受信機モジュール３０は単に１／２秒無駄時 間になり、以下に詳述されているように、使用されているコードをクラックする ための試みの速度が落とされ る。多重ビットエラーが発生してかつ発見されなければ、暗号確認処理はほとん ど確実に失敗する。他方、エラー修正コードが６４ビットワード３８にエラーが ないことを示すと、第１のＯＫ信号が信号線９４に供給される。 ６４ビットワード３８にエラーガないと信じられるとき、１６ビットのノンシ ークレット確認ワードが、受信モジュール３０にロードされているフォブにマッ チしているかどうかを決めることが正当である。悪いフォブからのコマンドが暗 号的に受け入れ可能であるという可能性が少なくなり、確認（適合）に至るべき 受信機モジュールにおける符号化ワードを反復する時間量を減少させる。 しかしながら、この実施例においては、フォブがグループとして自動車に割り 当てられるこのことについて制限がなく、特定の自動車に割り当てられた２つの フォブが同じＩＤナンバーを持っていることはおおよそ１１，０００に１つであ ると推測される。本発明の特徴とするところは、ＩＤにマッチングしている１つ のフォブが確認されなければ、受信機モジュール３０は、同じＩＤナンバーに指 定された他のフォブが有るかどうかを確認することである。 ６４ビットワード３８における１６ビットＩＤは１６ライン９７を介して１６ ビット比較回路９８に供給され、他の入力は１６ライン９７上のＩＤレジスタ１ ００によって供給され、それはＥＥＲＯＭ４０における４つの異なった位置を表 す。実際にメッセージが４つのフォブのうちの１つから来れば、第２のＯＫ信号 がライン１０１に現れ、かつメッセージが送られたフォブの確認ナンバーは、解 読処理を確認するときに、選択されたフォブとそのフォブに対して 予め生成している２つのＬＦＳＲ値に対するシークレットマスクを使用するため に、ライン１０２上のＲＡＭ４１に供給される。本発明によればＬＦＳＲ値は受 信機モジュール３０によって受けられた各コマンド用の１つのみ、２つ又は３つ の繰り返しでもって構築されるので、前述のＬＦＳＲ値はむしろ初期シークレッ ト値として用いられる。 この段階で、正常な解読処理が始められる。３９ビット解読キーワードは、逆 の処理で繰り返されることを除いて、構造と機能のどちらにおいても、フォブに おける３９ビットシフトレジスタ３９と同一である。逆の処理は、受信された３ ９ビットがいかにして獲得されたかを考慮することによって、一度に１ビットで あることを理解できる。シフトレジスタ６９とエクスクルーシブＯＫ回路７０間 の最後の繰り返しにおいて、高オーダビット（第１図で左端ビット）が１であっ たならば、次の順番のビットが反復の終わりであるかを決めるために、シークレ ットマスクによる３９ビットシフトレジスタにおける各ビットの所定オーダの各 ビットに対して供給される（シークレットマスクによる排他論理和が）。 すなわち、９番目のビット（例として０又は１）はエクスクルーシブＯＲによ って反転されなければ、１０番目のビットになる。エクスクルーシブＯＲによっ て反転されるためには、シークレットマス９番目は１であるべきであり、繰り返 しのスタートでほとんど重要なビットは、循環して少なくとも重要なステージに 進む。 ほとんどの重要なビットが０で、シークレットマスクにおける対応するビット が１のどちらかであれば、９番目のビットは単に１０ 段階に進む。ほとんどの重要なビットであったものは重要性のないビットとなる ので、重要性のないビットは排他論理和が起こったかどうかを決める。 シフトレジスタ１０８におけるビットが１であれば、それは、このフォブにダ ウンロードされていた同じシークレットマスクを持つスクルーシブＯＲに印加さ れる。繰り返しの始めでの最低オーダビットが１である時はいつでも、シークレ ットマスクにおける対応するビットが、あるいかなるビット（例えば９番目のビ ット）に対して、そのビットは１から０又は０から１に反転される。しかしシー クレットマスクに対応するビットがなければ、問題におけるビットは、反転され ることなく、簡単に、次の低いオーダのステージ（この例では、ビット１０がビ ット９になる）に進む。または、重要性のないビット（第２図の右端）が０であ れば、ビットはシフトレジスタ１０８においてあるステージから次のステージに 進むので、反転されるビットはない。これを行うことによって、同じ倍数（ここ の例では３９反復）、３９ビットシフトレジスタ３９のオリジナルワードは再構 築される。３９ビットシフトレジスタ３９の動作は、エラー検出と訂正用に用い られるサイクリック代理機能コード（ＣＲＣ）発生器に非常ににている。３９ビ ットシフトレジスタにおける処理は、各サイクルの反復の前にシフトレジスタが 全ての新しいスターティングワードを受けることを除いて、ＬＦＳＲにおける動 作と同じである。ＣＲＣについて、ガロイス計算および疑似乱数バイナリー数に ついては、エラー制御コードの理論と実施（ブラハウト、アディソン ウェリ、 パブ カンパニイ、ＭＡ（１９８４））、 エラー修正コード入間（シューリン、プレティクル ホール、エングレウッド、 クリフ、ＮＪ（１９７０）、およびディジタル通信のエラー制御技述（ミカエル リンとレベスキュー、ジョーンウイレイとサンズ、ニューヨーク、ＮＹ（１９８ ５））に開示されている。 解読において、処理部は逆であり、その部分は適合している。３９ビット暗号 化されたワードコードは３９の逆反復によって逆にされ、その結果はＬＦＳＲか らの同一の結果であるものと比較される。 一旦、フォブが１６ビット比較回路９８で同定されると、対応するエクスクル ーシブＯＲで使用されロードされ（ＲＡＭ４１から）、かつ前もって蓄積された ２０ビットＬＦＳＲ値は１９ビットＬＦＳＲ１１５に負荷される。一方、以前に 蓄積された２０ビットＬＦＳＲ値は２０ビットＬＦＳＲ１１６に負荷される。各 ＬＦＳＲのビットに依存して、ＬＦＳＲは、クロック１１８の印加を制御する一 府の対応するゲート１１７に依存して、第１図について述べた同じ方法で、ＬＦ ＳＲにおいて１度か２度又はＬＦＳＲにおいて２度か３度シフトされる（前述の ように排他論理和の有る無しによって）。２０ビットＬＦＳＲ１１５のそのよう にして生じたビットは、２０ライン２５のトランクを介してシフトレジスタ１０ ８から供給された２０ビットと比較するために、２０ライン１１３を介して比較 回路１２４に供給される。同様にして、１９ビットＬＦＳＲで発生した高オーダ ビットは、１４ライン１２８のトランクに設けられた９ビットシフトレジスタの １４ビットと比較するために、１４ライン１２７のトランクによって比較回路１ ２７に供給される。２０ビッ トと１４ビットの双方のワードを正しく比較すると、ライン１２９と受信機モジ ュール３０上の２つの信号確認によってフォブによるコマンドを受信して応答で きる。 ５ビット指令が１９ビットＬＦＳＲ５４からの低オーダ５ビット位置と排他論 理がとられると、これらのビットを回復するための唯一の方法は、１９ビットＬ ＦＳＲ１１６からの低オーダ５ビット位置と３９ビット位置と３９ビットシフト レジスタで再構築されたワードの５ビット位置の排他論理和をとることである。 それ故に、１９ビットＬＦＳＲ１１６によって発生した低オーダ５ビット位置は ５ライン１３０のトランクを介して５ビットエクスクルーシブＯＲ１３１に供給 され、そのような対向する入力はライン１３２上の３９ビットシフトレジスタ１ ０８からの低オーダ５ビット位置からなる。５ライン１３７上のエクスクルーシ ブＯＲの結果はコマンドレジスタに格納されているコマンドからなる。ライン１ ３９のトランク上でロック４３に供給された代表的なコマンドは、ドア開、ドア ロックおよびトランク開放によって構成される。 ライン１４０の信号によって示された他のコマンドはパニックコマンドによっ て構成され、このパニックコマンドは、ドライバーがフォブに近づくにつれて、 車の警笛とライト４４（又は他の警報）を発しておどす。 ＬＦＳＲ１１５，１１６の出力を３９ビットシフトレジスタ１０８の対応する ３４ビットに適合させる第１の試みが失敗であると、ＬＦＳＲ１１５，１１６は 再びサイクルされる。各サイクルにおいて、ＬＦＳＲ１１５，１１６は、そのゲ ート１１７の制御とし て用いられるランダムビットに従って１度又は２度シフトされかつＬＦＳＲ１１ ６は、そのクロックゲート１１７を制御するために用いられるランダムビットに よって二又は三度シフトされる。このことは、サイクルにおいて捕えさせ、従っ て繰り返しにおいてフォブ１６におけるＬＳＦＲ５３，５４の状況を捕えさせる 。 フォブのボタン１２−１５のうちの１つが押されると、フォブは１サイクルを 行い、シフトレジスタの５３，５４は１つ又は２つ、又は２つ又は３つの繰り返 しを経験する。ボタン１２−１５を押すと、単にハンドバックにに押し入れるこ とによって、子供達はフォブと遊ぶことができる。各フォブは自身の発生された ナンバーを保持するとともに、受信機モジュール３０はフォブのＬＦＳＲの発生 されたナンバーを保持するので、各フォブは、スイッチ１２−１５を押した場合 を除いて、受信機モジュールを追跡することが出来る。 受信機モジュールがスイッチ１２−１５に応答しない時はいつでも、受信機モ ジュールは応答せず、ＬＦＳＲ１１５，１１６の内容は３９ビットシフトレジス タ１０８の対応するビットと比較されない。本発明によれば、受信機３０は、フ ォブを捕えるために、さらなるサイクルとからなる１つ又は２つの繰り返しを行 うことが出来る。この目的のために、８ビットカウンタ１４３は受信機モジュー ル３０に２５６サイクルも繰り返すことによって問題とするフォブを自動的に捕 えさせる。正常な場合には、２，３サイクルでフォブを捕える。しかし、受信機 モジュールがスーツケース又はハンドバックにおけるスイッチ１２−１５の１つ を押すことが出来るように、２５６サイクル以上であれば、ＬＦＳＲ１１５，１ １６は３９ビッ トシフトレジスタ１０８を捕えない。受信機モジュール３０は入力信号に不応答 であり、その入力信号は前の信号の確認を試みることであり、捕えるための２５ ６の試行は１／２秒又はそれ以下のみで漏らす。かくして、確認はアンロックボ タンを繰り返し押すことによって妨げられない。結局、オペレータは受信機モジ ュールが同期（暗号同期）外れであることを理解するとともに、一度に２つのボ タン（例えばロックとアンロック）を押し、又はＲＡＭデータを崩壊させるバッ テリーパワーのロス（死又は変化）に従って再始動するとともに、受信機モジュ ール３０とフォブ１６間の暗号再同期を行うためのコマンドとしてのフォブにお いて認識する。 コマンド発生器７７（第１図）における同期（再動機コマンド、後述する）の 認識されたコマンドは、ライン８１上にパニック／再同期ビットを発生させる。 本発明による再同期処理は、始めることに戻ること、すなわちシークレット初期 値を使用することに戻ることとこれらの全てを始めること、を含んでいる。前述 したように、再同期コマンドはユニットを初期化するために使用され、これらが 同期外れのときは、それらはある意味で新しいときと同じに初期化される。その 目的のために、ライン８１のパニック／再同期ビットは、２つの初期シークレッ ト値をＰＲＯＭ１９からＬＦＳＲ５３，５４までロードさせるとともに、２つの 初期シークレットフィードバックマスクをエクスクルーシブＯＲに有効なものに させ、かつ３９ビットシークレットマスクをエクスクルーシブＯＲに有効なもの にさせる。ライン１４５上のパニック／再同期コマンドは、ＬＦＳＲ５３，５４ に２０回繰り返させる。完全なビットワイズ回施を 確実なものとするために、マスクが何であるかに拘わらず、ワードのビットの数 だけ繰り返し使用することによって最大のフィードバックに完全なビットワイズ を確実なものとすることが目的である。しかしながら、この場合、正常状態から つの変化が生じる。すなわち、第３図で後述するように、シフトレジスタ５３の ８つの低オーダビット位置が、ボタン１２−１５の押圧に関連する方法のクロッ ク６５に応答する８ビットカウンタ１４５からの８ライン１４６のトランク上の 真のランダムナンバーを持っていることである。コンピュータクロッキング周波 数（５００ＫＨｚ又はそれ以上）でのランダムナンバーよりも充分に人がボタン を注意深く押すのは困難であるので、継続的な再同期処理における場合と同じよ うな正確さであるこの数は極めて小さい。フィードバックシフティングの２０回 の繰り返しの後、カウンタ１４５からのこれらによって構成されるＬＦＳＲ５３ の低オーダ８ビット位置によって、２０ビットＬＦＳＲ５３と１９ビットＬＦＳ Ｒ５４の出力は３９ビットシフトレジスタ６９に供給される。シフトレジスタ６ ９は、６４ビットワード２５における暗号化されたワードを生み出すために、前 述したタイプの３９フィードバックシフティング繰り返しを行う。フォブ用の１ ６ビットＩＤは、パニック又は同期要求を示すパニック／同期ビット（前述した ）に沿って、ワード２５に供給され、エラー修正コードは前述のように計算され とともにコードビットはワード２５に加えられる。２０繰り返しの後、２０ビッ トＬＦＳＲと１９ビットＬＦＳＲは確認伝送において用いられるべき疑似ランダ ムスターティングワードに起因する。 受信機モジュール３０においては、第１のステップは正常なコマンドにおける 場合と同じである。エラー訂正は可能であれば行われ、ワードが正しければ第１ のＯＫ信号がライン９４に現れる。それから、４つの可能なＩＤはワード３８に おいて入力ＩＤと比較され、適合であれば第２のＯＫ信号がライン１０１に現れ 、４つのライン上の信号がどのフォブが働かされているとともに２つのシークレ ット初期値と３つのシークレットフィードバックマスクが使用されるべきである かをＥＥ ＰＲＯＭ ４０に告げる。適正なシークレット初期値と３つのフィー ドバックマスクはＬＦＳＲ１１５，１１６とエクスクルーシブＯＲ１１３，１１ ４および１０９にロードされる。３９ビットシフトレジスタ１０８の内容は、前 述したように、３９ビットシフトレジスタ６９におけるワードを回復させるため に、逆の繰り返しによって再構築される。しかしながら、２０ビットＬＦＳＲ５ ３の出力は、そこに置かれたシークレット初期値のみの２０シフト繰り返しに反 映せず、シークレット初期値と高オーダビットと８ランダム低オーダビットの２ ０繰り返しを表すので、３９ビットシフトレジスタ１０８の高オーダビットの比 較を受信機モジュール３０において行うことが出来ない。その代わりに、３９ビ ットシフトレジスタが回復されるのと同じ方法で、２０ビットＬＦＳＲ値は回復 されなければならない。すなわち、少ない重要性のビットを持つエクスクルーシ ブＯＲマスクを使用する、逆リニアフィードバックシフトレジスタの動作は、２ ０ビットエクスクルーシブＯＲとの関連において、２０ビットＬＦＳＲ１５１第 ２Ａ図，第２Ｂ図で成し遂げられる。これはアンスクランブルナンバーを修復し 、 アンスクランブルナンバーにおけるＬＦＳＲ１５１の１２高オーダビット位置は ２０ビットＬＦＳＲ１５１における１２高オーダビット位置と同じでなければな らず、かつ２０ビットＬＦＳＲ１５１における低オーダ８ビット位置はあるラン ダムナンバー（カウント１４５によって生じた）である。 再同期処理における次のステップはＬＦＳＲ１５１における再構築されたワー ドの高オーダ１２ビット位置を２０ビット１１５のシークレット初期値の１２ビ ットと比較することである。かくして、ライン１６０のトランク上の１２ビット はライン１６１のトランク上の１２ビットと比較される。それは初期シークレッ ト値に応じて生成される。そして、ライン１２７のトランク上の１４ビットはラ イン１２８のトランク上の１４ビットと比較され、１９ビット１１６がそのシー クレット初期値に応答して２０繰り返しを通して通過しており、それは１９ビッ トＬＦＳＲ５４における結果にマッチすべきであるので、これらは比較されなけ ればならず、１４高オーダビット位置は、ライン１２８のトランクに応答する３ ９ビットシフトレジスタ１０８の１４ビットにおいて再構築されている。 両方の１２ビットと１４ビットの比較がうまく行けば、６４ビットワード３８ からのライン１５０に供給されたパニック／再同期ビットがパニックコマンド又 は同期コマンドによって起こされたかどうかを決定する。同期又はパニックコマ ンドが送られれば、同期又はパニックコマンドは、他のコマンドについて前述し たように、１９ビットシフトレジスタ５４の５つの低オーダビットに排他論理和 される。それ故に、コマンドはエクスクルーシブＯＲによって抽 出されるとともにライン１３７のトランクを介してコマンドレジスタ１３８に供 給される。パニックコマンドを実行することは乗物の安全性を侵害するものでは ないので、それは欠陥コマンドとして使用され、同期コマンドがライン１４０上 になければ、必要ならばデコードされなくても、ライン１５０上のパニック／再 同期コマンドはパニックコマンドと見なされる。この点まで、パニックコマンド と再同期コマンドは同じものである。 再同期処理における次のステップは、２０ビットシフトレジスタ５１に低オー ダービット位置における３８ビットランダムナンバーを、再同期の間に受けられ た最後の４つの以前の低オーダ８ビットランダムナンバーと比較することである 。本発明においては、ランダムナンバーは、再同期動作中に受けられた最後の４ つの８ビットランダムナンバーのトラックを維持する。第１の入力，第１の出力 （ＦＩＦＯ）はスタック１５５からの８ライン１５４のトランクに応答する比較 回路１２４の８ビットと比較される。再同期中に、比較回路１２４の８つの中央 ビットが第１の入力，第１の出力スタック１５５（ＦＩＦＯ）におけるワードを 比較すると、操作は不正であり、受信機モジュール３０は、次のコマンド（後述 するように）再作成し、マッチしたワードスタックの先頭とＦＩＦＯにおける残 りのワードになる前に１／２秒間に調整される。一方、ライン１５３のトランク 上の８ビットワードがスタック１５３におけるいずれのビットとも比較しなけれ ば、比較は成功でありかつ操作を行うことができ、さらに、連続する再同期操作 中に連続するランダム８ビットワードと比較するために、８ライン１５３のトラ ンクの８ビッ トワードはライン１５４のトランクを介してＦＩＦＯスタック１５５に印加され る。そのような場合に、新しいワードはＦＩＦＯになり、最も古いワードはＦＩ ＦＯから脱落する。 ８ビットランダムワードのマッチがないと仮定すると、再同期操作が完了する 。再同期が指令されると、前述のように、１２高オーダビットと１４ビットの比 較とＦＩＦＯとの無比較の後、シフトレジスタ５３，５４，１１５および１１６ において確立された値は、次の正常なコマンドサイクルを確認のために使用する のにそのまま残される。 パニックコマンドは、同期コマンドに関して述べたように、コマンドレジスタ １３８がライン１４０にコマンド信号を発生すればライトとホーン４４（又は他 の警報）が操作されることを除いて、同じであり、全てのＬＦＳＲ５３，５４， １１５，１１６が送信と受信の前に直ちに設定されることが修正される。パニッ クコマンドはロック，アンロックおよびトランク開放指令とは異なる動作を行い 、フォブと受信機モジュール間の誤再同期でもってしても、応答がある。パニッ クコマンドの場合には、シークレット初期値を持っての始動により、確認は第１ の試行について成功であるということが確認される。それ故に、フォブ（第１図 ）におけるパニックコマンドは、むしろＲＡＭ２０における繰り返しによってデ ータが蓄積されたというよりも、ＬＦＳＲをＲＡＭ１９における初期値でもって ロードされるべきものにするとともに、パニック／同期処理はパニックコマンド を実行するための確認があるということを確実にする。 前述の説明はあたかもハードウェアであるようになされており、 本発明はもちろんその説明に沿うハードウェアを実施することが出来る。しかし ながら、本発明は適正にプログラムされたマイクロプロセッサで実施できるもの であり、それが最も適正であると考えられる。後述するフローチャートにおいて は、模範的なソフトウェアルーチンは本発明の処理の例示であって、いかなる与 えられた実施例におけるプログラムの個々のステップの必要性はない。 フォブにおける暗号化処理は第３図に示されている。フォブはマイクロプロセ ッサによって構成され、このプロセッサはクロックが止まる停止モードを持って おり、出来ることは外部のインタラプトに応答して再び開始することである。そ のようなプロセッサではバッテリパワーを印加するとプログラムはエントリ点１ ７０に至り、プロセッサはテスト１７１で直ちに停止する。ここで、唯一の機能 はテスト１７２を実行し、ボタン１２−１５のいずれかが押されたかどうかを決 めることである。ボタンが押されなければ、ループ１７１，１７２で低パワー停 止モードを持つ。キーが押されると直ちに、テスト１１２の肯定的な結果はステ ップ１７３に至り、ＲＡＭ２０のスイッチワードは押されたスイッチの１つとＯ Ｒ演算される。一般的に、２つのスイッチは２，３のコンピュータクロック内で は互いに押すことは出来ず、第１のスイッチが検出される。後述するように、第 ２のスイッチが約１／２秒から１秒内に押されると、第１のものは対として取り 扱われ、第２のものが正（ロック又はアンロック）しければ、再同期コマンドが 宣言される。スイッチインタラプトは、正常なコマンドサイクルの間だけ選択的 にエネーブルであり、再同期の第２のスイッチを検出できる。 第３図において、ステップ１７３ではスイッチを断としかつランダムカウンタ を起動することが出来る。それから、デコードコマンドサブルーチン１７９で、 テスト１８０を行い、テスト１８０ではコマンドがパニックか再同期かを決める 。もしそうであれば、１８０の結果が肯定的（正）であれば、一連のステップ１ ８１に進み、バッファにおいてレジスタ１８１の内容がセーブされ、ライン１８ １上のパニック／再同期（Ｐ／Ｒ）ビットは「１」に設定され、ここで「シフト レジスタ」と言っているワーキングレジスタは、その低オーダ８ビット位置にお けるランダムカウンタと、２０ビットＬＦＳＲ用の１２ビットシークレット初期 値に等しい高オーダビット位置によってセットされるとともに、ＳＲに関連する マスクはＰＲＯＭ１９からの２０ビットシークレットフィードバックマスクと等 しくセットされ、かつサイクルカウンタＣは２０繰り返しにセットされる。それ から、ビットワイズリニアフィードバックシフトレジスタ繰り返しルーチン１８ ２は実施され、各ビットは、前述したように反転の有無とシークレットマスク又 は低オーダビット位置に１があるかどうかによって、次の高オーダ位置にシフト される。それからＣカウンタはステップ１８３において決定され、かつテスト１ ８４は、完全な２０繰り返しＬＦＳＲサイクルが生じたかどうかを、決める。も しそうでなければ、別の繰り返しがサブルーチン１８２によって行われ、Ｃカウ ンタは再び決定される。２０回の繰り返しの後に、テスト１８４の結果が正であ れば、ステップ１８５に至り、ＲＡＭ２０における２０ビットシフトレジスタの 格納位置がワーキングレジスタの内容と等しくなるようにセットされる。ス テップとテスト１８２−１８５はＬＦＳＲサイクル１８６からなる。 それから、１９ビットシフトレジスタ５４が一連のステップ１９０において準 備され、シフトレジスタの内容はＰＲＯＭ１９における１９ビットシークレット 初期値に等しくセットされ、シフトレジスタに関連するマスクはＰＲＯＭ１９に 等しくセットされるとともに、Ｃカウンタは１９にセットされる。ＬＦＳＲサイ クルサブルーチン１９１（サブルーチン１８６と同様に）が実行される。それか ら、３９ビットシフトレジスタ６９は一連のステップ１９２におけるＬＦＳＲサ イクル用に準備される。詳細には、５低オーダビット位置は１９ビットシフトレ ジスタ５４の５低ステージを持ったコマンドの排他論理和であり、１９ビットシ フトレジスタ５４の高１４ビットは３９ビットシフトレジスタに直接配置され、 かつ最高オーダ２０ビット位置は２０ビットシフトレジスタの２０ビット位置と 等しくなるようにセットされる。マスクは３９ビットシフトレジスタ用のシーク レットフィードバックマスクと等しくなるようにセットされるとともにＣカウン タは３９にセットされる。それから、ＬＦＳＲサイクルサブルーチン１９３が実 行され、その結果は、スクラッチパッドメモリ２０において実施される３９ビッ トシフトレジスタに返還される。ルーチン１９４においては、ＰＲＯＭ１９から のフォブＩＤの１６ビット，３９ビットシフトレジスタにおける３９暗号化され たビット，Ｐ／Ｒビットおよびダウンロードビットは、全て伝送され、エラー修 正コードビット用の計算が行われる。これらは、パニック又は再同期指令伝送を 完成させるために、計算されかつ伝送される。それがパニック又は同期であるか どうかは５ つのコマンドビットの状態によって決められる。同期が行われると、２０ビット シフトレジスタと１９ビットシフトレジスタの新しい値は、送信の将来の確認用 として用いられるべき疑似ランダムスターティングワードとして保持される。し かし、これがパニックコマンドであれば、新しい値は、１度だけ、同期応答を確 実にするために用いられるだけであり、テスト１９５では２０ビットと１９ビッ トシフトレジスタの前の値をステップ１９６においてバッファから返還させる。 正常なコマンド与えられると、テスト１８０の結果が否定的（否）であれば、 ステップ１８０からステップ１８１に進み、ワーキングシフトレジスタは、前の 全ての繰り返しによって発生された疑似乱数を有利なものとするために、ＲＡＭ ２０における２０ビットシフトレジスタに等しくなるようにセットされる。シフ トレジスタ用のマスクは、ＰＲＯＭ１９からの２０ビットシフトレジスタシーク レットマスクと等しくなるようにセットされ、１セットのランダムビット（第１ 図のゲート６４と同様に、いくらの繰り返しがなされるべきかを決める）は、ラ ンダムビットが、２０ビットシフトレジスタ用の繰り返し制御するのに用いられ るべきか選択されていることと同じにセットされる。このことは、例えば、２０ ビットシフトレジスタの３番目と９番目のビットであるが、一般の場合、決定的 に計算可能であること以外である。それから、一対のテスト２００においてどの ランダムビットであるかを決め、双方が１であれば、ステップ２０１でＣカウン タを１にセットし、双方が０であればテスト２０２でＣカウンタを２にセットす る。しかしそれらが異なれば、 ステップ２０１ａでＣカウンタを３にセットする。それから、いずれかが１繰り 返し、２繰り返しであれば、ＬＦＳＲサイクルサブルーチン２０３が実行される 。本発明のこの特徴は、例えばヒル（Ｈｉｌｌ）特許におけるような従来技術の シフテムにおいても使用できる。次に、同じ種類の動作が１９ビットシステムレ ジスタによって遂行され、一連のステップ２０４は、ワーキングシフトレジスタ をＲＡＭ２０における１９ビットシフトレジスタの内容と等しくなるようにセッ トし、ワーキングシフトレジスタ用のマスクはＰＲＯＭ１９における１９ビット シフトレジスタ用のシークレットフィードバックマスクと等しくなるようにセッ トされるとともに、ランダムビットは１９ビットシフトレジスタ用のランダムと なるように選択されたものに等しくなるようにセットされる。それから、テスト ２０５ではランダムビットが１であるかないかを決める。もしそれであれば、ス テップ２０６でＣカウンタを３にセットし、そうでなければステップ２０７でＣ カウンタを２にセットする。これにより、ランダムビットが１又は０であるかど うかの４つの繰り返し（２０１，２０６，２０２，２０７）が行われる。しかし 、必要ならば、それは他の方法でもセットできる。それから、２又は３繰り返し ＬＦＳＲサイクルサブルーチン１９１が実行される。ステップ１９２では３９ビ ット暗号化されたワードを形成するためにセットされ、３９繰り返しＬＦＳＲサ イクルサブルーチン１９３が３９ビット暗号化ワードを生成させるために実行さ れ、かつサブルーチン１９４では全てのビットが計算されたエラー訂正コードと ともに送信される。かくして、暗号化と送信の正常コマンドとパニック／ 再同期コマンド間の差はＰ／Ｒビットの設定，ランダムカウンタ１４５の使用， シークレット初期値の使用，および１９ビットシフトレジスタ５４の中で排他論 理和がとられる特別なコードである。 コマンドワードがサブルーチン１９４によって送信された時、パニックコマン ド，シフトレジスタがバッファから返還されると、プログラムはステップ２０８ における１／２秒待ちに進む。これは、互いに独立である連続的なボタン操作に よっては１／２秒毎に何も起こらないということを確認するためである。コンピ ュータがコマンドインタラプト（ステップ２０８での１／２秒待ち期間の終わり までテスト１７２で）によって励起された時からの時間の間に、スイッチインタ ラプトはスイッチ１２〜１５のうちの１つの第２の押圧の結果として発生してい る。前述のように、このことは、再同期を起こさせるために一度に２つのスイッ チ（例えばロックとアンロック）を押すことである。スイッチインタラプトがエ ネーブルであれば、スイッチ１２−１５の一つを閉にすることにより、エントリ 点２０９を通して第４図のインタラプトサブルーチンに至る。一連のステップ２ １０において、現在のインタラプトを起こした特定のスイッチはＲＡＭ２０内の スイッチワード内でオア論理和をとることによってよみがえされ、かつこれは再 同期要求であるから内部の再同期フラグがセットされる。再同期で使用されるラ ンダムナンバーを供給するためにランダムカウンタは停止され、それから第３図 のプログラムのどの部分も、インタラプトが検出される時、処理中であり、この 戻りは待ちステップ２０８の先頭で又は待ちステップ２０８内の機能ステップの いずれかである。もちろん、待ちステッ プ２０８がインタラプトされると、それは、カウントが完了した時に１／２秒以 上になる。 第３図において、待ち時間が経過した後に、テスト２１１において再同期フラ グがセットされているかどうかを決定する。もしそれがセットされていれば、テ スト２１１の結果は正となり、ステップ２１２に至り再同期フラグはリセットさ れ、プログラムはデコード指令サブルーチン１７９に進む。押された第１のスイ ッチが、コンピュータを始動し、ロック又はアンロックのどちらかであり、かつ 第２のスイッチがスイッチインタラプトを生じさせロック又はアンロックであれ ば、デコードコマンドサブルーチンは再同期コマンドを符号化し、前述のような 再同期が行われる。そうでなければ、他の２つのキーシリーズが安全用のロック コマンドに符号化され、又はパニックコマンドは安全には影響を及ぼさないから パニックコマンドに符号化されるか、ステップ２０８で１／２秒待ち期間に反転 される。また本発明の特殊な実施に適したものになる。もちろん、同期コマンド を生じさせる２つのスイッチが同時に押されると、デコードコマンドサブルーチ ンは第４図のものの助けなくしてかつ再同期フラグなくして再同期コマンドを符 号化する。もし、スイッチが、それぞれ、１／２秒間以内に押されると、スイッ チワードはわけのわからないものになるか又は単に再同期指令を繰り返すものに なる。 ステップ２０８で１／２秒間待った後に、再同期フラグがセットされなければ 、テスト２１１の結果は否となり、一対のステップ２１３に進み、スイッチワー ドをすべてゼロにするとともにスイッ チインタラプトを不可能にする。それで、ステップ１７２でコンピュータを停止 状態から始動させる。コマンドインタラプトとスイッチインタラプトは同じこと すなわち、技術分野において良く知られているように、スイッチの作用に応答す ることに注意すべきである。 第５図の解読はフォブにおいて用いられているようなタイプのマイクロプロセ ッサにおいて遂行される。バッテリが接続された時、ルーチンは変換点２１４を 通して行われ、プロセッサはステップ２１５で直ちに停止モーダになり、クロッ クはオフであり機能のみが、テスト２１６で受信機インタラプトに応答する。使 用している間に、自動車におけるプロセッサはリープ２１５，２１６で停止モー ドに残る。入って来るメッセージが検出されると、テスト２１６の結果は正とな りサブルーチン２１７に至る。サブルーチン２１７では、フォブから伝送された ワードの全６４ビットを受け、固定可能なシングルエラーを固定する。それから 、テスト２１８によってエラー訂正コードが正しいデータを示すかどうかを決め る。正しくなければ、テスト２１８の結果は否となり変換点２１９とステップ２ ２０に進み、プログラムは丁度１／２又は１秒だけ待つ。この目的は、ナンバー を繰り返し用いることによるコードを破壊しようとするいかなる試みをも防ぐこ とである。１／２秒待ちの後、プロセッサはループ２１５，２１６において停止 モードに戻る。 入ってくるワードがＯＫであれば、テスト２１８の結果は正となりステップ２ ２１に至り、ワーキングナンバーｎは４（又は自動車に関連するフォブのナンバ ーと同じ他のナンバー）と等しくなるようにセットされる。それから、サブルー チン２２３は入ってくる ＩＤナンバーの全てのビットをフォブ用のＩＤナンバーの全てのビットと比較す る。もしそれらが等しくなければ、テスト２２４の結果は否となりステップ２２ ５に至り、ｎはデクリメントされ、かつ全てのフォブがチェックされたか否かを 決定する。もしそれらがチェックされていれば、信号が他の自動車又はある別の 委任されない電源から受けられていることを意味する。それ故に、テスト２１６ の結果は正となり失敗と見なされ、待ちステップ２２０は待ち変換点２１９を通 してそこに至る。それでなければ、他のフォブのＩＤはサブルーチン２２３にお いてチェックされる。ＩＤナンバーが１つのフォブにマッチしていると、解読に 必要なＰＲＯＭとＲＡＭのワードを同一にするために、ステップ２２７において 他のワーキングナンバーＮはｎに等しくなるようにセットされる。受けられたワ ードはフォブＮ以外のフォブに関するが、同じＩＤナンバーを持っているので、 フォブＮのシフトレジスタは、バッファにおいてセーブされ、一対のステップ２ ２８でそれらは確認が失敗であれば返還される。パニック動作が指令されていれ ば、シフトレジスタの繰り返しが続くので、パニック指令が行われた後は、これ らが必要である。テスト２９はＰ／Ｒビットが入力ワードに存在したか否かを判 断する。入力ワードにそれが有れば、第６図のパニック再同期解読ルーチンは変 換点２２０に至る。 第６図において、第１のステップ２３２は主ワーキングシフトレジスタ（ＳＲ ）とそのマスクを、選択されたフォブＮ用のＰＲＯＭ４０からの、シークレット 初期値とシークレットフィードバックマスクと等しくなるようにセットし、Ｃカ ウンタは２０繰り返しを 生じさせるために２０にセットされる。それから、２０繰り返しＬＦＳＲサイク ルサブルーチン２３３は１９ビットシフトレジスタで遂行される。６４ビットワ ード３８の３９ビット暗号化されたワード部分は直ちにＲＡＭ４１内の３９ビッ トシフトレジスタ位置に格納されると仮定される。それから、６４ビットワード ３８における３９ビット暗号化されたワードとフォブＮ用の３９ビットシークレ ットマスクはシフトレジスタに供給され、そしてＣカウンタはステップ２３４で ３９繰り返し用にセットされる。ビットワイズリバースＬＦＳＲ繰り返しサブル ーチン２３５は実行され、それはマスクに対応するビットが、暗号化の前にオリ ジナルワードを再構築するためにシフトレジスタにおける低オーダ位置にシフト される前に、フリップされるべきかどうかを決定するために、低オーダビットの ように見える。各繰り返しの後に、Ｃカウンタはステップ２３６において決定さ れ、全ての繰り返しが実行された時、テスト２３７の結果は正になりステップ２ ３８に至る。ステップ２３８ではワーキングシフトレジスタの内容がＲＡＭ４１ における３９ビットシフトレジスタに格納される。ステップとテスト２３５−２ ３８は逆サイクルサブルーチンによって構成され、その逆サイクルサブルーチン はフォブの３９ビットシフトレジスタにおける連結の初期の暗号化されない値を 回復する。 解読された３９ビットシフトレジスタのビット１９−３８はステップ２４２に おけるワーキングシフトレジスタにロードされ、シフトレジスタのマスクはＥＥ ＰＲＯＭ ４０からのフォブＮの２０ビットシークレットフィードバックマス クに等しくセットされると ともに、ＬＦＳＲサイクルサブルーチン２４３は結合されたワード（初期値プラ スランダム）を回復するように行われる。サブルーチン２４４において、３９ビ ットシフトレジスタビット２７−３８が、ＥＥ ＰＲＯＭ ４０からのフォブＮ 用の２０ビットシークレット初期値と比較されるとともに、１９ビットシフトレ ジスタのビット５−８とフォブＮ用の１９ビットシフトレジスタ５−８の比較が あり、これらはＲＡＭ４１において見出される。これは、第２図において、ライ ン１６０のトランク上の１２高オーダビットをライン１２８上の１４ビットとの 比較に相当する。もしこれらが等しくなければ、解読は不成功であり、アクセス は失敗であり、そしてテスト２４６の結果は否となりテスト２４７に至り、他の フォブがＩＤにマッチできるかどうかを判断する。フォブＮのシフトレジスタは ステップ２４９（第５図）におけるバッファから回復されるとともに、処理は他 のフォブにおいて繰り返される。もし全てのフォブがチェックされたＩＤを持っ ていれば、ルーチンは一対のステップ２５０に至り、フォブＮのシフトレジスタ は以前の値に戻されるとともにステップ２２０で変換点２１９を通して１／２秒 待ちに入る。 比較が成功であれば、部分的な確認を示すテスト２４６の結果は正になりサブ ルーチン２５２に至り、コマンドレジスタ１３８の値は、双方ともＲＡＭ４１か ら取り出される、３９ビットシフトレジスタの低オーダビットと１９ビットシフ トレジスタの低オーダビットのエクスクルーシブＯＲに等しくなるようにセット される。テスト２５３はパニック／再同期ビットが再同期コマンドに応じて確立 されたかどうかを決定する。もしそうでなければ、パニックコマン ドは、ライト，ホーン又は他のアラームをステップ２５４でターンオンすること によって遂行される。フォブＮ用のシフトレジスタはステップ２５０において回 復され、かつ待ちステップ２２０は変換点２１９に至る。 コマンドが再同期であれば、テスト２５３の結果は正となり、３９ビットシフ トレジスタ（再生されたランダムナンバー）の１９−２６ビットを、ＥＥＲＯＭ ４０における第１の入力，第１の出力（ＦＩＦＯ）１５５で予め使用されたもの に比較する。ランダムワードは待ち行列の最後の４つの（又はＦＩＦＯが選ばれ る）ランダムワードを比較すると、コピーされたランダムワードの秘密のプレイ バックがあるので、再同期は不成功である。そのような場合に、テスト２５６の 結果は正でサブルーチン２５７に進み、ＦＩＦＯスタックにおける待ち行列の位 置から第１の位置までランダムワードを移動させることによって、ＦＩＦＯをリ アレンジする。これはユニットを再同期させる試みが不成功であると推定される ので、フォブＮの１９ビットと２０ビットシフトレジスタにおける値はステップ ２５０で回復される。それから、待ちステップ２２０は変換点２１９に至る。 ランダムワードがＦＩＦＯにおけるいかなるワードも比較されなかったならば 、完全な確認が存在し、テスト２５６の結果は否となりサブルーチン２５６に至 る。サブルーチン２５８では、単に３９ビットシフトレジスタのビット１９−２ ６に待ち行列における第１位の位置を加えかつ全ての他のワードをシフトすると ともに、古いワードを落とすことによってＦＩＦＯをリアレンジする。この場合 、 再同期操作は不成功であり、ステップ２５０はバイパスされ、ＲＡＭ２０におけ るフォブＮ用の１９ビットシフトレジスタの設定は、サブルーチン２３３で、再 同期によって確立されたままに残される。サブルーチン２４３で生成された２０ ビットＬＦＳＲワードはフォブＮ（ステップ２５９）用のＲＡＭに配置される。 本発明の重要な特色は、再同期が次の場合の後に行われることである。すなわ ち、シークレット初期値と乱数からの１９ビットと２０ビットシフトレジスタの ２０繰り返し、これらの値を有する３９ビットシフトレジスタにおいて３９繰り 返しを行うこと、コマンドのエクスクルーシブＯＲ、受信機モジュールにおける 暗号化されたワードの逆の繰り返し、２０ビットレジスタとランダムカウンタの シークレット初期値を含んでいる２０ビットの逆繰り返し、１９ビットレジスタ の高オーダビットの比較、およびランダムワードシステムを再同期させるために 用いる最後の４つのランダムワードである。このことは全く確実である。 受信される６４ビットワードにおけるＰ／Ｒビットが無ければ、第５図におけ るテストの結果は否となり、変換点２６１を通して第７図の正常コマンド解読ル ーチンに至る。正常コマンド解読プロセスにおいて、ＲＡＭ２０における１９ビ ットと２０ビットワードは、１−３の追加の繰り返しが与えられ、かつ３９ビッ ト暗号化ワードの逆処理されたビットと比較される。前述したように、フォブは 自動車がフォブに応答できない時に押されるボタンを持っているので、それらの ボタンは非同期になる。コマンドが受信機モジュールコール３０に受信されるご とに、送信されたコマンドにマッチする対の ワードを訂正するために２５６サイクルの繰り返しができる。もしそうであれば 、コマンドは応答し、かつ繰り返された値は次のコマンドを確認するためにセー ブされる。もしそうでなければ、前述のように、再同期が要求される。試行が何 回なされたかのトラックを保持するために、試行カウンタ１４３は一連のステッ プ２６２の第１の１つにおいて最大カウントにセットされる。それから、ワーキ ングレジスタ（ＳＲ）は、３９ビット暗号化ワードを含むＲＡＭ２０における３ ９ビットシフトレジスタと等しくなるようにセットされる。 シフトレジスタ用マスクはＥＥ ＰＲＯＭ ４０における３９ビットフィード バックシークレットマスクと等しくセットされ、Ｃカウンタは３９にセットされ 、かつ逆ＬＦＳＲサイクルサブルーチン２６７が行われる。一連のステップ２７ １において、フォブＮ用の２０ビットシフトレジスタの内容はＲＡＭ４１からワ ーキングレジスタ（ＳＲ）にロードされ、シフトレジスタのマスクはＥＥ ＰＲ ＯＭ４０におけるフォブＮのシークレットフィードバックマスクと等しくなるよ うにセットされ、かつランダムビットはビットが２０ビットシフトレジスタ用に 選ばれたことに等しくなるようにセットされる（第３図におけるステップ１９９ に関して述べたように）。両者が１であれば、Ｃカウンタは１にセットされ（ス テップ２７３）、両者が０であればＣカウンタは３にセットされ（ステップ２７ ４）、かつそれ以外であればＣカウンタは３にセットされる（ステップ２７４ａ ）。それから、ＬＦＳＲサイクルサブルーチン２７５が実行される。一連のテス ト２７６−２７９は、同様な方法 で１９ビットシフトレジスタ用のＬＦＳＲサイクルサブルーチンを走らすための 準備する。サブルーチン２８４では、３９ビットレジスタを２０ビットレジスタ とフォブＮ用の１９ビットシフトレジスタの高オーダビット位置をビット毎に比 較する。全てのビットが等しければ、テスト２８５の結果は正になり、特定のコ マンドがサブルーチン２８６における５つの低オーダビットを排他論理和するこ とによって見出され、コマンドは実行されて例えばドアのロッキング又はアンロ ッキング又はトランクの開放が行われる。しかし、ビットが比較しなければ、テ スト２８５の結果は否となりステップ２８８に進み、試行カウンタは決定されテ スト２８９は２５６試行がすでになされたかどうかを決定する。もし決定しなけ れば、他の対の繰り返し２７５，２８０は遂行されかつ比較される。これは受信 機モジュール３０がフォブ１６（もし出来れば）を捕えるまで行われる。２５６ の試行後に、比較がなされていなければ、テスト２８９の結果は正でありテスト ２９０に至り、全てのフォブが考慮されていたかどうかを判断する。もしなされ ていなければ、回復ステップ２４９（第５図）は変換点２４８に至る。なされて いれば、フォブＮのシフトレジスタはステップ２９２でスターティング値に修復 され、プログラムは変換点２１９を介して待ちステップ２２０（第５図）に逆戻 りする。 前述のように、受信機を送信機（およびパニック警報）に再同期させることが 出来る暗号確認は、ランダムカウンタからの純粋な乱数を、２０ビットシフトレ ジスタの８ビットを結合し、２０繰り返しＬＦＳＲ動作を有するこれらを暗号化 し、それを低オーダで排他 論理和された指令ビットを有する暗号化された１９ビット秘密初期値と連結し、 かつＬＦＳＲ動作の３９繰り返しと結合されたワードを暗号化することによって 、達成される。本発明の一つの特色は、初期秘密ワードで直接的に暗号化された （暗号の第２の層と連鎖することなく）ランダムカウンタからの真の乱数確認用 として使用していることである。初期秘密ワードは、前述したタイプの秘密初期 値であるか、又は全てゼロである。第８回はこの簡単な確認処理を示し、この確 認処理では、ステップ１８１−１９０（第３図）は全く実行されず、その代わり として一連のステップ２９４で３９ビット暗号化動作用のシフトレジスタをセッ トし、ビット０−４は指令によって直接セットされる。ビット１９−２６はラン ダムカウンタに等しくなるようにセットされる。この方法で、ランダムカウンタ のビットと指令のビットは、サブルーチン１９３において行われたＬＦＳＲサイ クルの３９繰り返しによって全体的に混合される。 図９に示すように、この実施例で簡単な解読を行うために、ステップ２３２， サブルーチン２３３，ステップ２４２およびサブルーチン２４３は全て省略され 、かつサブルーチン２４４とテスト２４６は一対の簡単なテスト２４６ａ，２４ ６ｂに置き替えられる。テスト２４６ａ，２４６ｂは、もとのワードのゼロ領域 に回復する（これらは図８のステップ２９４でセットアップする）ことを確実に する。このことは、暗号化と解読が同じ繰り返し数でなされ、同じマスク（送信 機Ｎ用の３９ビットマスク）を使用する。もちろん、この簡単な変形の多数の送 信の修正差が、第３図と第６図について前述した場合よりも、確認処理に和解す るにあたっての利点を解析 することが非常に容易となる。しかしながら、第８図と第９図の実施例は、発明 のこの特色が簡単な暗号化の層で実行できることを示している（むしろ第３図と 第６図の実施例のように２つの層よりも）。詳しくは、確認を、他のナンバーを 乱数を含むか又は乱数から導出されるナンバーに連結することなく、達成するこ とが出来る（第３図と第６図の実施例の場合のように）。第８図と第９図の実施 例は、第３−７図の実施例においてなし得る変形の種類を一般的に示したもので あり、本発明の重要な特徴を実行するものである。 １つ又は２つのフォブのみを使用し又は応答速度が重要でないシステムにおい て、本発明は、単に格納された全てのシフトレジスタワードとマスクを試験する ことによって、ＩＤナンバーを使用することなく利用でき、これは、ＩＤナンバ ーは委任されないシステムからの多くの送信をスクリーンアウトしないから、迷 惑な繰り返しから解放される。正しい初期値の場合と同じように、発生した疑似 ランダムワードを継続する繰り返しのための正しいフィードバックマスクと相互 に関連させるために、ある種のタグが無ければならない。これは、種々の初期値 とマスクとワードを格納するための対応する絶対数によって成し遂げられる。 同期中に使用される繰り返し数は初期値から発生したランダムワードに対して 同じ（例えば、２０，又はそれ以上）であり、又はそれらは異なる（例えば、２ ０と１９，又はそれ以上）ものである。 ここで使用されるように、言葉「ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ：暗号化」は本質的に 解読できるプロセスを規定する。かくして、暗号化の処理が疑似乱数発生動作を 用いると、その発生動作は、例えばここで 使用されている逆のＬＦＳＲ動作のような、逆における実行することが出来なけ ればならない。ここで使用されている暗号化処理と動作はこれらのいずれであっ てもよく、かつ他のものであっても良い。しかしながら、ＬＦＳＲ疑似乱数発生 動作は、理解するのに容易な１つであり、そして宣言された又はある程度宣言さ れたハードウェアにおいて実施するための最も簡単なものである。すなわち、発 明の信号処理手段が第１図と第２図に示すようにシフトレジスタなどを含むなら ば、暗号化のＬＦＳＲ形式について述べることが出来る。同様に、本発明の信号 処理手段が、第３−７図で述べたように、適正なプログラムルーチンを有するマ イクロプロセッサでもって実施されると、暗号化の他の形式に勝るＬＦＳＲ動作 の利点はあまりはっきりとはしていない。「暗号化」という言葉は、それ故に、 暗号化という言葉を解読によりリカバーできる限り、最も広い意味で使用されて いる。 前述の実施例において、疑似乱数の最大長のシーケンスを発生するためのシー クレット初期値とシークレットフィードバックマスクは基本的に各送信機と同じ であるが、全体的には同じである必要はない。これによって、２つのシークレッ ト初期値と３つのシークレットフィードバックマスクは寿命において区別できる 。しかしながら、指定方法又は人間のエラー又はデザインはナンバーの同じ設定 に起因する。しかしながら、いくつかの送信機が同じ１９ビットシークレット初 期値と同じ２０ビットシークレットマスク、又は他の同様な組み合わせを持つこ とは可能である。逆に、１６ビット確認ナンバーを使用することは同じ確認ナン バー（しかし同じシークレ ット値でない）を有するいくつかのフォブがあることを意味する。多くのフォブ （例えば各可能な確認ナンバーのために１０年間以上のＵＳＡにおける約５，０ ００フォブ）が有る。統計上の可能性内で、４つのフォブを有する１０，０００ の自動車のうちの多くが同じ確認ナンバーを備える２つのフォブを持っている。 正しい確認ナンバーを有する１つのフォブが２５６トライ（又は使用されること ）内で確認されないにしても、同じＩＤナンバーを持ついかなる他のフォブを試 験しないということは本発明の重要な特色である。３つ又は４つの試行により非 常に多くの遅れが生ずると、最後に試行されたフォブは不完全なものとして報告 され、新しいファブはセットにおける残りのフォブと同じ確認ナンバーを持って いる。 本発明ではロック関連のコマンド，パニックアラームコマンド，および同期コ マンドのみが使われているけれども、本発明はいかなる情報、例えばビットやコ マンドビットの通達を確認するのに使用できることを理解すべきである。 かくして、その広い意味で、「ロック−関連指令」という言葉は、同期指令や 、確認されるべきものの伝達を意味し、これはシステム自体の内部機能とは別の 指令として考えることが出来る。 本実施例において、各暗号（例えば１９ビット，２０ビットおよび３９ビット シフトレジスタ暗号）は同じもの（リニアフィードバックシフトレジスタ疑似乱 数発生）である。しかしながら、それらは全て同じである必要性はなく、異なっ たアルゴリズムであってもよい。同様にして、シフトレジスタのビット数は所望 のものでよい。全ての場合において、ビット数が大きければ、それだけ解析によ っ てコードをブレークするのが難しくなる。ここで使用されるナンバーによって安 全なシステムが得られるが、大小のビット数は発明を実行するにあたって、必要 ならば、選択することが出来る。同様に、１９ビットシフトレジスタが１４ビッ トの一部分と他の部分を生じるという意味で、ワードはシングルワードであって もよく、ダブルワードであっても良いと考えられる。ここで１４ビットの一部分 は暗号確認用に使用され、他の部分はコマンドを有するが、確認用の暗号比較に 用いられる。これらの部分は、実施例では同じプロセスにおいて発生することを 除いて、２つの異なったワードであると考えられる。勿論、別々の処理を使用す ることが出来るか又はビット数の異なる２つの処理をワードの繰り返しと暗号化 のために使用できる。例えば、シングル１９ビットシフトレジスタ動作の代わり に、１０ビットシフトレジスタ動作と９ビットシフトレジスタ動作を使用でき、 連結された結果と５コマンドビットを、最後の暗号化の前に、エクスクルーシブ ＯＲとする。 本発明は最後の暗号化において２つ以上の連結されたワードを使用できる。例 えば追加のワード又は３つのワードを有するワードを使用でき、各々は最後の３ ９ビット暗号化において使用される２つのワードよりもわずかに小さいものであ る。 発明は、送信機が受信機に送信するが受信機は送信機に返信しないシステムに おいて使用されているものとして、開示されている。しかしながら、本発明の原 則は、２つのユニット間の双方通信を使用するシステムにおける組み合わせにお いて使用されることが出来る。発明の特色は、必要に応じて、双方向または単方 向で、送信を 確認するために使用できることである。発明は、遠隔確認システムにおいて大き な利用価値を有する点について述べられているが、２つの間の動作を確実なもの にするために、送信機と受信機を導体によって接続するシステムにおいても使用 可能である。同様に、発明の特色は、実施例たとえば電子鎖において秘密システ ムを侵害するインサイダーの誘惑に対する保全とシステムと妥協するアウトサイ ダーに対する保護を図るために、利用できることである。 本実施例においては、１９と２０ビットシフトレジスタワードが３９ビットレ ジスタにおいて暗号化されるので、送信機が受信機にダウンロードしていると、 送信機に対する受信機の再同期を行う必要がない。すなわち、指令ワードは十分 に奪い合いされ、連鎖前に１９と２０ビットシフトレジスタを独立に奪い合うこ となくして、新しい秘密初期値とランダムワードを使用することが出来る。もち ろん、これは、３９ビットシフトレジスタ動作に入った時、１２ビットシフトレ ジスタが８つのゼロビットによって添付されることを意味し、ある場合にはあま りにも危険すぎるように思われる。 本発明においては、パニック警報は確認用の再同期を用いる。目的とするとこ ろは、余分な警報を最小量（おそらくゼロ）にすることであり、受信機が送信機 から同期外れしても、警報が急に発生することを同時に確認することである。 本再同期の実施例においては、４つのワードのみがファーストイン，ファース トアウトメモリに用いられている。実際に、１つ前の乱数の比較は、１つの再同 期メッセージ以上のレコードがなければ、常に充分である。大きい程度の安全性 が再同期のために望まれるな らば、長いＦＩＦＯ待ち行列を使用することが出来る。しかしながら、これは前 に受信されている乱数の発生をきたす。それは、ある程度の顧客に不満足である 応答を遅れさせる（再同期の試みが要求される）。他方、再同期そのものは、ロ ック関連指令伝送は危険なものではなく、システムの秘密違約の助けになる。本 発明の同期（本発明の他の特長に沿って）は、ヒル（Ｈｉｌｌ）のフィン（Ｆｉ ｎｎ）特許におけるような、従来技術において用いられており、再同期前の確認 をテスト３５０とステップ３５１との間で行うことができる。再同期確認用のラ ンダムワードについてはここに述べられている。しかしながら、確認のランダム ワード形態は、第８図と第９図と同じように第３図と第６図において述べられて いるように、ロック関連と他の全く異なる指令用として使用できる。 本発明において、現時点に受信された乱数とＦＩＦＯ待ち行列における乱数と の比較が成功である時は、待ち行列は、待ち行列の先頭での現在の乱数を置くよ うに再整備される（これにより最長期間保持されることを確実にする）。このこ とは実施例において述べられているけれども、必ずしも必要でなく、本発明の実 施例においては、所望ならば省略できる。ここに述べられているように、ランダ ムワードの１２ビットシークレット初期値との暗号化された連鎖は、再同期に従 って、受信機におけるスターティングワードとして使用される。しかしながら、 所望ならば、乱数とシークレット初期値は同期に従ってスタートナンバーとして 使用できる。又は、乱数はそれ自体のみで使用でき、その場合において、シフト レジスタ動作は再同期の間のみ機能的である。暗号化処理を介して指令ビットを 伝 送するための排他論理和機能を使用することは有利である。その理由は、より伝 送されたビット（指令用として）の必要性を避けるための小量の処理のみが必要 であり、又は暗号化が優れているからである。しかしながら、本発明の他の特色 は、指令又はどんな他のビットを暗号化されるべきワードに排他論理和すること なく実行されることである。 ここで発生された乱数は、乱数を必要とする指令を生じさせるために２つのス イッチが押されるべき時に、一対のスイッチを押す間の時間量の関数である。し かしながら、乱数は他の方法によっても発生されることが出来、それらの他の方 法の多くは従来技術において知られている。 本発明は模範的な実施例について示されかつ述べられているけれども、前述の 種々な変形、省略および追加は、発明の精神と範囲を逸脱することなく、可能で ある、ことは当業者にとって理解されるべきである。

───────────────────────────────────────────────────── 【要約の続き】 ２秒遅れは数値試行によってアクセスされる。確認され たパニック警報は、乗物のヘッドライトと警笛を操作す るが、同期を変えるものではない。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １． 受信モジュールで送信ユニットからの伝送を暗号的に確認する方法であっ て、 前記送信機と受信機において同じシークレット値を前記送信ユニットにおいて 供給するステップと、 乱数を発生するステップと、 結合されたワードを供給するために前記乱数をシークレット初期値から導出さ れるキーワードに連結するステップと、 暗号化されたナンバーを供給するために結合されたワードに暗号化動作を行う ステップ、および 前記暗号化されたナンバーから少なくとも１部が導出されかつ指令を示す指令 ワードを伝送するステップ、によって構成され、 前記受信モジュールが、 前記指令ワードを受信するステップと、 前記受信された指令ワードからの暗号化されたナンバーを再生するステップと 、 前記結合されたワードを再生するために前記再生された暗号化ナンバーについ て解読動作を行うステップと、 前記シークレット初期値から導出された第２のワードを前記再生された結合ワ ードのキーワード部分と比較し、確認動作で使用するための前記再生された結合 ワードの乱数部分を蓄えるステップと、 前記再生されたワードの乱数部分を予め蓄えられた乱数と比較するステップ、 および 前記第２のシークレット初期値が前記再生された結合ワードの初 期値部分と同じでかつ前記再生された結合ワードの乱数部分が前記予め蓄えられ た乱数部分と異なっているときのみ、前記指令ワードによって指示された指令を 行うステップ、 によって構成されている、ことを特徴とする、 暗号確認方法。 ２． 前記乱数部分を比較するステップが、前記第２のシークレット初期値が前 記再生された結合ワードの初期値部分と同じであるときのみ、行われることを特 徴とする、特許請求の範囲第１項に記載の方法。 ３． 前記蓄えるステップが、乱数部分を比較するステップの後に行われ、前記 乱数がファーストイン，ファーストアウトメモリにおける待ち行列の先頭に蓄え られ、前記予め蓄えられた乱数の第１の部分は、前記比較するステップが前記乱 数部分が異なっていることを示すときのみ、行われることを特徴とする、特許請 求の範囲第１項に記載の方法。 ４． 前記乱数部分を比較するステップが、４つの前記予め蓄えられた乱数を比 較することを特徴とする特許請求の範囲第１項に記載の方法。 ５． 前記シークレットナンバーがゼロであることを特徴とする、特許請求の範 囲第１項記載の方法。 ６． 前記シークレットナンバーがゼロでない数であることを特徴とする、特許 請求の範囲第１項に記載の方法。 ７． 前記指令ワードによって示された前記指令が同期コマンドであり、その同 期コマンドの動作が前記受信モジュールと前記伝送モジュール間の暗号同期を行 うことを特徴とする、特許請求の範囲第１項に記載の方法。 ８． 前記送信ユニットにおいて、順次の確認において使用するための前記ナン バーを蓄え、 かつ前記指令を行う前記ステップが順次の確認において使用するための前記ナ ンバーの前記１つを蓄えることを特徴とする、特許請求の範囲第７項に記載の方 法。 ９． 前記ナンバーの前記１つが前記暗号化されたナンバーであることを特徴と する、特許請求の範囲第８項に記載の方法。 １０． 暗号化動作を行う前記ステップがリニア暗号化動作を行うことを特徴と する、特許請求の範囲第１項に記載の方法。 １１． 前記暗号化を行うステップがフィードバックシフトレジスタ動作を行う ことを特徴とする、特許請求の範囲第１項に記載の方法。 １２． 前記暗号化を行うステップが、前記受信モジュールにおけると同じよう に、前記送信ユニットにおいて、同じシークレット初期値と同じシークレットフ ィードバックマスクを用いるリニアフィードバックシフトレジスタ動作を行うこ とを特徴とする、特許請求の範囲第１１項に記載の方法。 １３． 前記リニアフィードバックシフトレジスタ動作が、前記結合されたワー ドの程度またはそれ以上の程度の繰り返し数であることを特徴とする、特許請求 の範囲第１２項に記載の方法。 １４． 暗号化されたワードを提供するために前記暗号化されたナンバーと第３ のワードとの連結を暗号化するステップによって構成されているとともに、 前記送信ステップが前記暗号化されたワードを含む前記指令ワードを送信する ステップによって構成され、かつ 前記暗号化されたナンバーを再生するステップが、前記第３のワードを再生す るために、前記暗号化されたワードを解読するステップ、によって構成されてい ることを特徴とする、特許請求の範囲第１項に記載の方法。 １５． 前記第３のワードが前記指令を示すことを特徴とする、特許請求の範囲 第１４項に記載の方法。 １６． 前記第３のワードが第３のシークレット初期値から導出されることを特 徴とする、特許請求の範囲第１４項に記載の方法。 １７． 前記第３のワードがその指令部分に排他論理和されたビットを示す指令 を有する第３のシークレット初期値によって構成され、かつ受信モジュールによ って構成された方法であって、 第４のシークレット初期値の対応する部分と前記再生されたワードの無指令部 分を比較するステップ、および 前記第２の初期値が前記再生された結合ワードの初期値部分と同一でありかつ 前記再生された第３のワードの無指令部分が前記第４のシークレット初期値の前 記対応する部分と同一であるときのみビットを示す指令を再生するために、前記 再生された第３のワードを前記第４のシークレット初期値と排他論理和をとるス テップ、によって構成されていることを特徴とする、特許請求の範囲第１４項に 記載の方法。 １８． 前記暗号化するステップと暗号化動作を行うステップがそれぞれリニア 暗号化動作を行うことを特徴とする、特許請求の範囲第１４項に記載の方法。 １９． 前記暗号化するステップと暗号化動作を行うステップがそれぞれフィー ドバックシフトレジスタ動作を行うことを特徴とする、特許請求の範囲第１４項 に記載の方法。 ２０． 前記暗号化するステップと暗号化動作を行うステップがそれぞれリニア フィードバック動作を行うことを特徴とする、特許請求の範囲第１９項に記載の 方法。 ２１． 前記指令ワードによって示された前記指令がパニックコマンドであり、 該パニックコマンドの特性が警報をセットオフする、ことを特徴とする特許請求 の範囲第１項に記載の方法。 ２２． 前記警報が前記受信モジュールに関連する乗物の警笛によって構成され ていることを特徴とする、特許請求の範囲第２１項に記載の方法。 ２３． 前記警報が前記受信モジュールに関連する乗物のヘッドライトによって 構成されていることを特徴とする、特許請求の範囲第２１項に記載の方法。 ２４． 前記組み合わされたワードの乱数部分が複数の予め蓄えられた乱数部分 と比較されることを特徴とする、特許請求の範囲第１項に記載の方法。 ２５． 前記キーワードが前記シークレット初期値であることを特徴とする特許 請求の範囲第１項に記載の方法。 ２６． 指令伝送ユニットを、選択的に応答するための指令送信ユ ニットに暗号的に同期させる方法であって、 前記送信ユニットと前記受信モジュールにおいて、シークレット初期値からの 少なくとも一部において導出されたキーワードを含むワードを供給するステップ と、 前記送信ユニットにおいて、暗号化されたワードを供給するために、前記ワー ドについて暗号化動作を行うステップ、および 前記暗号化された少なくとも一部で導出されかつ同期指令を示す指令ワードを 送信するステップからなり、 前記受信モジュールにおいて比較するステップと、 前記指令ワードを受信するステップと、 前記受信された指令ワードからの前記暗号化されたワードを再生するステップ と、 前記ワードを再生するために、前記再生され暗号化されたワードの解読動作を 行うステップと、 前記ワードのキー部分を前記再生されたワードのキー部分と比較するステップ 、および 前記ワードのキー部分が前記再生されたワードのキー部分と同一であるときの み、前記受信モジュールと前記送信ユニット間の暗号同期を行わせるステップ、 によって構成されていることを特徴とする暗号確認方法。 ２７． 前記キーワードが前記キーワードに連結された乱数によって構成され、 前記解読動作が前記乱数を再生し、前記暗号同期を供給するステップが、前記再 生された乱数が前記受信された指令ワー ドから再生された前の乱数と異なるときのみ、行われることを特徴とする、特許 請求の範囲第２６項に記載の方法。 ２８． 前記ワードが、前記キー部分と、指令部に排他論理和された同期指令を 示すビットを有する第３のシークレット初期値によって構成され、かつ 前記同期指令ビットを再生するとともに前記同期指令ビットに応答して暗号同 期を与えるために、第４のシークレット初期値を前記再生されたワードの指令部 分に排他論理和するステップ、によって構成されていることを特徴とする、特許 請求の範囲第２６項に記載の方法。 ２９． 前記キー部分が前記シークレット初期値であることを特徴とする、特許 請求の範囲第２６項に記載の方法。 ３０． 暗号化同期を与える前記ステップが、次の確認で使用するための前記再 生された暗号化ワードを蓄えることを特徴とする、特許請求の範囲第２６項に記 載の方法。 ３１． 送信ユニットから受信モジュールまでの暗号的に確認された指令を送信 する方法であって、 前記送信ユニットと受信モジュールの双方において、シークレット初期値から 導出されキー部分と指令部分を含むワードを供給するステップとにより構成され 、 前記送信ユニットが、 送信されるべき指令を示す複数のビットを供給するステップと、 別のワードを与えるために前記指令部分の対応するビットに前記複数のビット を排他論理和するステップと、 暗号化されたワードを供給するために、前記別のワードを含むワードについて 暗号化動作を行うステップ、および 前記暗号化されたワードからの少なくとも一部で導出された指令を送信するス テップ、によって構成され、 前記受信モジュールが、 前記指令ワードを受信するステップと、 前記受信された指令ワードからの暗号化されたワードを再生するステップと、 前記他のワードを再生するために、前記再生された暗号化ワードについて解読 動作を行うステップ、および 前記複数のビットを再生するために、前記コードワードの指令部分を前記再生 された他のワードの指令部分に排他論理和をとるステップ、によって構成されて いる、ことを特徴とする、暗号確認方法。 ３２． 前記コードワードが前記再生された他のワードの前記キー部分と同じで あるときのみ、前記コードワードの指令部分を前記再生された他のワードの指令 部分に排他論理和とするステップによって構成されていることを特徴とする、特 許請求の範囲第３１項に記載の方法。 ３３． 送信ユニットからの指令メッセージが受信モジュールにおいて指令メッ セージが物理的効果を生じる暗号確認制御システムであって、 前記送信ユニットが、 前記シークレット初期値を示し、前記初期値が前記伝送ユニットに基本的に等 しい、シード信号を供給するための信号源と、 前記受信モジュールによって発生されるべき望まれる物理的な効果を示すよう に動作する指令スイッチ、および 可変ランダムナンバーを示すランダム信号を供給するための指令を示す前記ス イッチの選択された動作を示し、前記ランダム信号によって規定されるランダム ナンバーと連結された前記シークレット初期値から導出されたキーワードを含む 結合されたナンバーを供給し、前記組み合わされたナンバーを暗号化するととも に、前記受信モジュールに、暗号化され組み合わされたナンバーから導出されか つ前記指令の表示を含むキー部分を有する指令信号を伝送するための第１の信号 処理手段、によって構成され、 前記受信モジュールが、 前記シークレット初期値を示すシード信号を供給する信号源、および 前記指令ワード信号を受信するための第２の信号処理手段によって構成され、 該第２の信号処理手段は、さらに、前記受信された指令ワード信号の前記キー部 分からの前記暗号化され組み合わされたナンバーを再生し、前記組み合わされた ナンバーを再生するために前記暗号化組み合わされたナンバーを解読し、前記シ ークレット初 期値から導出されたキーワードを供給し、前記キーワードを前記再生組み合わさ れたナンバーの等価部分と比較し、前記等価部分と同じである前記初期値に応答 して、次の使用のための前記再生組み合わされたワードの乱数部分を蓄えるとと もに、前記等価部分が前記キーワードに等しい前記乱数部分を、前のキーワード 比較に応答して次の使用のために蓄え、かつ前記比較された乱数部分が等しくな いときのみ前記指令ワードによって示された指令を選択的に行う、ためのもので あることを特徴とする、暗号確認制御システム。 ３４． 前記指令スイッチが同期指令を示すために選択的に動作可能であり、 前記第１の信号処理手段が、前記スイッチに応答して、暗号化されたメッセー ジの次の発生に使用するための前記ナンバーの１つを蓄えるための同期指令を示 す手段によって構成され、かつ 前記第２の信号処理手段が、次に受信されたメッセージを確認するときに使用 するための前記指令ワードからの再生された前記ナンバーの前記１つを蓄えるこ とによって前記同期指令を行うための手段、によって構成されていることを特徴 とする、特許請求の範囲第３３項に記載のシステム。 ３５． 前記第１と第２の信号処理手段が、それぞれ、次に受信されメッセージ を確認するときに使用するための前記暗号化され組み合わされたナンバーを蓄え るための手段によって構成されていることを特徴とする、特許請求の範囲第３４ 項に記載のシステム。 ３６． 前記キーワードが前記シークレット初期値であることを特徴とする、特 許請求の範囲第３３項に記載のシステム。 ３７． 前記第２の信号処理手段が複数の前もって蓄えられた同様な乱数部分を 有する前記乱数的部分によって構成されていることを特徴とする、特許請求の範 囲第３３項に記載のシステム。 ３８． 送信ユニットからの指令に応答して受信モジュールにおいて警報を発生 する方法であって、 前記送信ユニットと前記受信モジュールにおいて、シークレット初期値からの 少なくとも１部で導出された部分を含むワードを供給するステップによって構成 され、 暗号化されたワードを供給するために、前記ワードに暗号化動作を行うステッ プ、および 前記暗号化されかつ警報指令を示すワードからの少なくとも１部で導出された 指令ワードを送信するステップによって構成され、 前記受信モジュールが、 前記指令ワードを受信するステップと、 前記受信された指令ワードからの前記暗号化されたワードを再生するステップ と、 前記ワードを再生するために、前記再生された暗号ワードについて解読動作を 行うステップと、 前記ワードのキー部分を前記再生されたワードと比較するステッ プ、および 前記ワードのキー部分が前記再生されたワードのキー部分と同一であれば、前 記受信モジュールに近い警報をセットオフするステップ、によって構成されてい ることを特徴とする、 警報発生方法。 ３９． 前記警報が、前記受信モジュールに関連する乗物の警笛によって構成さ れていることを特徴とする、特許請求の範囲第３８項に記載の方法。 ４０． 前記警報が、前記受信モジュールに関連する乗物のヘッドライトによっ て構成されていることを特徴とする特許請求の範囲第３８項に記載の方法。