JPH09505901A - 機密通信用のマルチストリーム暗号化システム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 機密通信用のプログラム可能なマルチストリーム暗号化システムであるＭＵＳＥは、ダイナミックな暗号の機密保護を行い、実時間制約の下で非常に大きいデータブロック（ＶＬＢＤ）を伝送する非常に効率的な監視機構を提供する。暗号化は空間および時間の両方で疑似ランダムに変化する。ＭＵＳＥは、利用者がデータ（ＶＬＢＤ）の並列流を順次受取って、演算代数的疑似ランダムアレイ発生器(41)（ＰＲＡＧ）を使用して実時間でこのデータを暗号化する有限状態マシン(21)を特定することを可能にする。暗号化する方法は、代数アルファベット（有限リング）からの要素として入って来たデータ流をみなして、単一のシードキー(20)から反復的に生成された疑似ランダムベクトルシーケンス(21)をこれに加算することによって暗号化する１回の代数パッドシステムである。暗号の解読は、このプロセスを逆にすることによって行われる。

Description

【発明の詳細な説明】 機密通信用のマルチストリーム暗号化システム ［発明の背景］ １．発明の分野 本発明は、機密通信用の暗号化システムに関し、特にＭＵＳＥと呼ばれるマル チストリーム暗号化システムに関する。 ２．関連技術の説明 いくつかの新しい計算および通信技術のために、非常に大きいデータブロック （ＶＬＢＤ）の並列流を処理するプログラム可能な高速暗号システムが必要にな る。このような技術には、伝送用のデジタル光ファイバを使用する高性能コンピ ュータネットワークによりサポートされた分配されたマルチメディア情報システ ムが含まれる。これらの技術の同時期の製品には、電子メール、ファックス、ボ イスメール、セル電話、ビデオ会議、イメージ記録および衛星通信が含まれる。 これらの技術は急速に発達したため、同時期の暗号化方法はこのニーズ全体に対 して同時に対応していない。 ［発明の要約］ マルチストリームのデータは、ディスクリートな瞬間ｔ_iでＭＵＳＥに入力し 、大きいセットのバッファＢ₁，Ｂ₂，…，Ｂ_mに動的に割当てられる。各バッフ ァＢ_jの演算は、個々のリング構造Ｒ_jに基づいている。メモリに記憶されな い単一のシードキーから、リングの別の直積において演算を使用する演算代数的 疑似ランダムアレイ発生器ＰＲＡＧは、時間でパラメータ化された疑似ランダム ベクトルキーストリームｋ（ｔ_i）を生成する。各瞬間ｔ_iにおいて、ＰＲＡＧは 、各ベクトル成分がリングＲ_jで取られ、バッフアＢ_jに加算される疑似ランダム 数シーケンスの疑似ランダムベクトルをｋ（ｔ_i）から発生する。暗号化された データは出力され、バッファは入力データで再び満たされる。暗号解読は、プロ セスを逆にすることによって実行され、シードキーの知識を必要とする。 ＭＵＳＥは、スペース・時間暗号化を行う。暗号は各バッファ（スペース）に おいて、および各瞬間において異なっている。さらに、暗号のダイナミックスは スペースおよび時間が変化するため、それ自身疑似ランダム的である。これは、 セキュリティの付加されたディメンションを提供する。ＭＵＳＥのすぐれた特徴 は、承認されていない暗号解読の試みを瞬間的に検出して、このような事件が発 生したことを承認された利用者に報告する監視機構である。 本発明の有効な特徴によると、入力したデータ流は非常に大きいまたは大きさ が無制限のものであってもよい。エンドレスデータ流の暗号化は、実時間アレイ 発生器を含むシステムによって行われることができる。疑似ランダムアレイ発生 器は、入力したデータ流の潜在的な大きさと比較して比較的小さい暗号アレイを 生成するように動作する。好ましい実施例によると、暗号アレイは１Ｋビット× １Ｋビットであって もよい。疑似ランダムアレイ発生器は、アレイのシーケンスを反復的に生成する 。各連続アレイは、キーベクトル発生器の次の状態出力に基づいてもよい。 ［好ましい実施例の詳細な説明］ １．概念構成 同時期ストリーム暗号の元のものは、一時パッド暗号システム、または電信通 信のために1917年にその方法を開発したG.Vernam氏に敬意を表して命名されたヴ ァーナム暗号に由来する（D.Kahn氏によるThe Code Breakers,The Story of Sec ret Writing,Macmillan Publishing Co.,New York(1967)）。一時パッド暗号シ ステムは最も簡単で最も安全な機密キーな暗号化システムである。それは次のよ うに動作する。 Ｆ₂は、ビットと呼ぶ２つの要素０，１の有限フィールドを示すものとする（R .LidlおよびH.Niederreiter，Introduction to Finite Fields and their Appli cations,Cambridge Univ.Press,New York(1986),[L-N]）。平易なテキストメッ セージはビットのストリングで与えられる。 ｍ＝ｍ₁ｍ₂…ｍ_s 送信機Ａ（アリス）および受信機Ｂ（ボブ）は、長いランダムなストリングのビ ットに同意する。 ｋ＝ｋ₁ｋ₂…ｋ_t ここで、ｓ≦ｔであり、ｔは一度だけ使用され、その後破壊される機密キーであ る。送信機Ａは暗号テキストストリングを形成する。 ｃ＝ｃ₁ｃ₂…ｃ_s ここでｃ_i＝ｍ_i＋ｋ_i（ｉ＝１，…，ｓ）、ビットの加算はＦ₂において行われる 。その後、暗号テキストｃはｃ_i＋ｋ_i∈Ｆ₂を形成し、それによりｍ_iを得ること によってｃを解読するＢに送信される。これは、全ての異なるキーおよびメッセ ージが等しく可能性がある場合に、完全な破壊不可能な暗号である。キー寸法は 少なくともデータ寸法と同じ大きさであるため、この方法を実施する費用は非常 に高い。 ＭＵＳＥを特定するために、いくつかの概念がシステム理論から必要である（ ［Ｌ−Ｎ］を参照）。完全で決定論的な有限状態システムＭが以下によって定め られる。 Ｍ1 ：Ｍの入力アルファベットと呼ぶ有限の空でない集合Ｕ＝｛α₁，α₂，… ，α_h｝。 Ｍ2 ：Ｍの出力アルファベットと呼ぶ有限の空でない集合Ｙ＝｛β₁，β₂，… ，β_s｝。Ｙの要素を出力シンボルと呼ぶ。 Ｍ3 ：Ｍの状態集合と呼ぶ有限の空でない集合Ｓ＝｛σ₁，σ₂，…，σ_r｝。 Ｓの要素を状態と呼ぶ。 Ｍ4 ：整列された対（σ_i，α_i）の集合をＳにマップする次の状態関数ｆ：Ｓ ×Ｕ→Ｙ Ｍ5 ：全ての整列された対（σ_i，α_i）の集合をＹにマップする出力関数ｇ： Ｓ×Ｕ→Ｙ 有限状態システムＭは、時間ｔにおける入力、出力および状態がｕ（ｔ），ｙ （ｔ）およびｓ（ｔ）で表わされる装置として解釈されることができ、ここで変 数は整数ｔに対して のみ限定され、それぞれＵ，Ｙ，Ｓから取られた値と仮定する。時間ｔにおける Ｍの状態および入力が与えられた場合、ｆは時間ｔ＋１における状態を特定し、 ｇは時間ｔにおける出力を特定する。 Ｍ6 ：ｓ（ｔ＋１）＝ｆ（ｓ（ｔ），ｕ（ｔ））。 Ｍ7 ：ｔ（ｔ）＝ｇ（ｓ（ｔ），ｕ（ｔ））。 有限状態システムは、次の状態関数が前の状態にのみ依存し、入力には依存し ない場合に自主的(autonomous)と呼ぶ。 この場合、 Ｍ8 ：ｓ（ｔ＋１）＝ｆ（ｓ（ｔ））（自主的転移）。 同期ストリームの暗号が自主的有限状態システムＭ_C（ここでＣは暗号を示す ）を意味し、ここで平易なテキストおよび暗号テキストアルファベットは、それ ぞれ入力および出力アルファベットである。Ｍ_Cの状態Ｓはキーと呼ばれ、スタ ート状態ｓ（０）をシードキーと呼び、状態ｓ（０），ｓ（１），…，の進行を キーストリームと呼び、次の状態関数ｆをランニングキー発生器と呼び、出力関 数ｇ（ｔ）は暗号化関数である。さらに、有限状態システムＭ_Cは以下の条件を 満足させる。 Ｍ9 ：可能性のあるキーの個数は、シードキーｓ（０）に対する徹底的な探索 が実行不可能であるように十分に大きくなければならない。 Ｍ10：有限キーストリームｓ（０），ｓ（１），…，は、平易なテキストスト リングの長さを越えるそれらの期間に対する最小の長さを保証していなければな らない。 Ｍ11：暗号化はランダムでなければならない。 ２．疑似ランダムアレイ発生器 疑似ランダム２進シーケンスの標準的な特徴（H.Beker & F.Piper,Cipher Sys tems,John Wiley and Sons,New York(1982)）を仮定する。この概念は、さらに 高いディメンションに一般化されてもよい。要素ｖ_iが２進シーケンスであるデ ィメンションｎのベクトル を考慮する。各要素ｖ_iが疑似ランダムであり、２進ストリングの連鎖ｖ₁v₂…ｖ_n がそれ自身疑似ランダムである場 ルと考える）が疑似ランダムである場合、２進ストリングの２次元アレイは疑似 ランダムである。最後に、ディスクリートな時間スケールｔでパラメータ化され た固定したディメンションの１組のアレイｎ×ｍを考慮する。時間ｔにおけるア レイは、 で表わされる。各アレイＡ（ｔ）が疑似ランダムである場合、パラメータ化され たアレイが疑似ランダムであると定義し、１≦ｉ≦ｍおよび１≦ｊ≦ｎである全 ての固定したｉ，ｊに対して、シーケンスａ_ij（ｔ）は、ｔが変化したとき疑似 ランダムである。 以下、それが時間パラメータ化された疑似ランダムアレイを生成するという特 性を有する完全な決定論的な自主的有限 状態システムを説明する。このような装置を疑似ランダムアレイ発生器と呼ぶ。 それは、正の整数ｍ，ｍを除算する正の整数ｌ、およびｍ個の組の正の整数ｂ_i （ｂ₁，…，ｂ_m）という３つのプログラム可能なパラメータに依存する。疑似ラ ンダムアレイ発生器の説明を完全なものにするために、状態Ｓの集合、出力Ｙの 集合、Ｍ８、すなわち、 ｓ（ｔ＋１）＝ｆ（ｓ（ｔ）） を満足させる次の状態関数ｆ、および出力関数ｇを特定することだけが残る。状 態集合Ｓは、要素が２進ストリングであるｌ個の組の空でない有限集合から構成 されていると考える。あらゆるｓ∈Ｓがｓ＝（ｓ₁，…，ｓ_l）の形態のものであ り、ここでｓ_iは０または１の２進（またはビット）ストリングである。出力集 合Ｙはｌ×（ｍ／ｌ）アレイの有限集合であり、ここでアレイのｉｊ番目の要素 は長さｂ_eの２進ストリングであり、ここでｅ＝ｉ（ｍ／ｌ）＋ｊである。本発 明の疑似ランダムアレイ発生器に対する出力関数ｇ：Ｓ×Ｕ→Ｙは、それがＳ→ Ｙからの関数である、すなわち発生器であるためにＵに依存しないことが要求さ れる。次の状態関数ｆおよび出力関数ｇに対するただ１つの別の要求とは、ｓ（ ｔ）∈Ｓを有するｇ（ｓ（ｔ））が疑似ランダム時間パラメータ化アレイであり 、ｆおよびｇが実時間で計算されることができることである。 以下、有限リングの直積の代数的構造に基づいた特定の疑似ランダムアレイ発 生器を説明する。以降、この特定の疑似ランダムアレイ発生器をＰＲＡＧと呼び 、次の部分で説明す る装置ＭＵＳＥの主要な素子を構成する。 正の整数ｍ、ｍを除算する正の整数ｌ、およびｍ個の組の正の整数ｂ_i（ｂ₁， …，ｂ_m）の３つのプログラム可能なパラメータをＰＲＡＧに対して固定する。 をｌ個の有限リングＲ´₁，…，Ｒ´_lの直積とする。ＰＲＡＧに対する状態Ｓ_{PR AG} の集合は、ｉ番目の要素がＲ´_iの２進コード化された要素である全てのｌ個 の組のものから構成されている。ＰＲＡＧはｌ個の状態バッファ を有する。 すなわちＲ´_iの最大要素のビット寸法である。ここで、 ｜Ａ｜は任意の集合Ａの基本値を表わす。時間ｔ＝０において、シードキーｓ（ ０）＝（ｓ（０）₁，…ｓ（０）_l） 力する。時間ｔ≧０において、状態バッファは削除され、ｓ（ｔ＋１）＝ｆ_PRAG （ｓ（ｔ））と置換され、ここでｆ_PRAGはＰＲＡＧの次の状態関数である。出力 アルファベットＹ_PRAGはｌ個の行およびｍ／ｌ個の列を有する可能性のある全て のアレイから構成され、このアレイのｉｊ番目の要素が長さｂ_eの２進ストリン グであり、ここでｅ＝ｉ（ｍ／ｌ）＋ｊである。各時間ｔにおいて、出力関数ｇ_PRAG によって状態 ｓ（ｔ）∈Ｓ_PRAGがＹ_PRAGにマップされる。 ＰＲＡＧに対するアルゴリズムは、出力集合Ｒ´が有限リングの大きい固定し たコレクションからｌ個の有限リングを選択する選択関数にしたがって疑似ラン ダム的に変化することを可能にすることによってさらに一般化されることができ る。 ３．ＭＵＳＥの数学的な説明 …，ｂ_m）を固定する。寸法ｂ₁，…，ｂ_mのｍ個のデータバッファ： を有していると仮定する。データのマルチストリームは各デ 個組の要素でそれらを満たす。このｂ_i個組のビット寸法は一般にｂ_iより大きい 。しかしながら、これはこの後続する説明において問題を生じない。 択は、ＭＵＳＥが動作して、ＭＵＳＥがこれら３つのデータタイプを特定するア ルゴリズムを利用者に提供する代数的構造を決定する。 を選択する。ここで、ＭＵＳＥをＭ１乃至Ｍ11を満足させる自主的有限状態シス テムと定めてもよい。次にＭＵＳＥに対して入力アルファベットＵ_MUSE、出力ア ルファベットＹ状態の集合Ｓ_MUSE、次の状態関数ｆ_MUSE、および出力関数ｇ_MUSE を特定する。 最初に、 これは、同型(isomorphism) を表記した後のＹ_PRAGの最初の説明と一致する。 すなわち、これはｌ個の行およびｍ／ｌ個の列のアレイのバッファを設計するこ とに対応する。 第２に、ＭＵＳＥに対する状態の集合は、ＰＲＡＧに対する状態の集合と同じ である。 Ｓ_MUSE＝Ｓ_PRAG 同様に、次の状態関数は ｆ_MUSE＝ｆ_PRAG であるが、出力関数は異なっている。 ｇ_MUSE≠ｇ_PRAG 可能な出力モードを有する。ｕ（ｔ）∈Ｕ_MUSEを時間ｔに到達したデータのマル チストリーム入力とし、これは長さｂ₁，…，ｂ_mのｍ個のバッファを瞬間的に満 たすと考えられる。 ＭＵＳＥに対する出力関数を以下の公式 で定める。ここで、加算（減算）がリングＲの直積において要素単位で実行され る。ブロック図 が本発明の構成を完全なものにする。 監視機構が以下の観察から生じることに留意することによってＭＵＳＥの数学 的な説明が結論として得られる。 暗号解読が不正シードキーｓ´（０）≠ｓ（０）（ここでｓ（０）は、正当な シードキーである）により行われる場合、出力は０および１並びに０のブロック （ｇａｐｓ）および１のブロック（ｒｕｎｓ）をカウントする簡単な統計的試験 を介して迅速に検出されることのできる疑似ランダム時間パラメータ化されたア レイである。さらに、監視機構の全体的な 空間・時間複雑性は無視できる程度であり、利用者に対するその利益は顕著であ る。 ４．例［１］ セクション３の表記法を使用する。ｍを固定した小さい正 の固定したベクトルとする。 をＦ₂のｍ個のコピーの直積とする。ｌがｍを除算するという条件を満たすｌ＝ １を選択する。 ［Ｌ−Ｎ］の表記に続いて、Ｚ／（Ｎ）により整数の有限リング（ｍｏｄＮ） を（正の整数Ｎに対して）表す。 ｐ−３が４で割り切れて、（ｐ−１）／２が素数であり、［（ｐ−１）／２−１ ］／２ もまた素数であるならば、素数ｐは連続していると言う。［（ｘ−１） ／２−１］／８が整数ならば、関数 ψ（ｘ）＝＋１であり、また、［（ｘ−１ ）／２＋１］／８が整数ならば、ψ（ｘ）＝−１と定める。ψ（ｐ）≠ψ（ｑ） を満たす２つの大きい連続した素数ｐ，ｑを選択し、Ｎ＝ｐｑでリング Ｒ´＝Ｚ／（Ｎ） を定める。ｍ，ｌおよびＲ´に対する選択により、以下疑似ランダムアレイ発生 器ＰＲＡＧを説明する。Ｎの特有の選択は、ＰＲＡＧにおいて非常に長いサイク ル長を保証する（L.Blum,M.BlumおよびM.Shub,Siam J.Comput.Vol 15,No.2(1986 ),364-383参照）。 状態集合Ｓ_PRAGは、集合Ｒ´＝Ｚ／（Ｎ）である。次の状 態関数ｆ_PRAGは、以下の公式によって定められる。 ｆ_PRAG（ｓ（ｔ））＝ｓ（ｔ）²＋１＝ｓ（ｔ＋１） （ｍｏｄＮ） 以下、出力関数ｇ_PRAGを特定する。ｍを越える固定した長さの２進コード化され た整数としてＺ／（Ｎ）の要素をコード化する。ｍ＜ｌｏｇ₂（Ｎ）が必要とさ れる。ｘ∈Ｚ／（Ｎ）に対して、Proj_m（ｘ）をこのコーディングにおけるｘの 最後のｍビットと定める。以下、ｇ_PRAG（ｓ（ｔ））を計算するアルゴリズムを 説明する。全ての演算はリングＺ／（Ｎ）において行われる。 ステップ１．ｂ＝最大｛ｂ₁，…，ｂ_m｝を計算する を計算する を獲得する ステップ４．ｂ個の行およびｍ個の列のダイナミックアレイＤ₁（ｔ）を生成 し、ここでｊ番目の行はベクトルProj_m ステップ５．ｂ個の行を有しているが、その列の長さが変化する新しいアレイ Ｄ₂（ｔ）を成形する。１≦ｊ≦ｍに対して、Ｄ₂（ｔ）のｊ番目の列はｂ_j個の 要素、すなわちＤ₁（ｔ）のｊ番目の列の第１のｂ_j個の要素から構成されている 。 これは、時間ｔにおける出力関数ｇ_PRAGを示す。加算および減算は２つの要素の 有限フィールドＦ₂において同じであるため、この例において、 ５．例［２］ ＭＵＳＥの第２の例として、ソフトウェアで構成されることができる非常に迅 速な暗号化システムを説明する。利用者の観点から、システムは次のように動作 する。利用者は、有限フィールドのある構造に内部的に到達するパスワードを選 択する。そのパスワードはメモリ中に存在しない。利用者がＭＵＳＥを開くたび に、彼は自分のパスワードでタイプ入力しなければならない。利用者が特定のフ ァイルを暗号化することを所望した場合、彼は彼のパスワードを使用する（不履 行選択）か、或はそのファイルにとって特別なキーを選択するかのいずれを行う ことができる。この時点において、ＭＵＳＥはファイルを暗号化し、キー、パス ワードおよび元のファイルを消去する。残ったものは全てファイルの暗号化され たコピーである。ファイルを解読するために、利用者はＭＵＳＥを開いてファイ ルを選択し、同じパスワードおよびキーでタイプし、ＭＵＳＥがファイルを解読 する。間違ったパスワードまたはキーが選択された場合、ファイルは解読されな い。 以下、具体的な数を使用してこのＭＵＳＥの例に対する動作の原理を説明する 。最初に、ほぼ同じビット長の４つの連続した素数ｐ₁，ｐ₂，ｐ₃，ｐ₄を選択す る（連続した素 数の定義の例［１］を参照）。例えば、 ｐ₀＝7247，ｐ₁＝7559，ｐ₂＝7607，ｐ₃＝7727 を選択することができる。 ｋの２進数展開をｐ_kに割当てる。すなわち、ｐ₀は００に割当てられ、ｐ₁は０ １に割当てられ、ｐ₂は１０に割当てられ、ｐ₃は１１に割当てられる。 以下、８個の素数｛Ｐ¹，Ｐ²，Ｐ³，Ｐ⁴，Ｐ⁵，Ｐ⁶，Ｐ⁷，Ｐ⁸｝のリストに パスワード＝１６ビット数 を変換する素数構成装置を説明する。ここで、各Ｐⁱ（１≦ｉ≦８）は４つの素 数7247，7559，7607，7727の１つである。16ビットのパスワードは単に８つの２ ビット部分に分解され、素数を構成するために素数割当表が使用される。例えば 、パスワードが１１ １１ ０１ １０ ００ ０１ ００ ００（２^1/3の２ 進数展開の最初の１６の上位桁のビット）である場合、素数構造は ｛Ｐ₃，Ｐ₃，Ｐ₁，Ｐ₂，Ｐ₀，Ｐ₁，Ｐ₁，Ｐ₀｝ 素数構成装置のブロック図は、図１に示されている。 システムは、入力パスワード10を含んでいる。示された実 施例は16ビットの入力パスワードを示す。暗号化プロセスが終了した後にはパス ワードまたは利用者選択特別キーはメモリに保持されてはならず、或は記憶され てはならない。パスワード自身は、疑似ランダムアレイ発生器用のシードキーと しての使用には適さなくてもよい。素数構成ブロック11は、一連のキーの生成に 使用するために一連の素数にパスワードをマップする。マッピングは、どの種類 の手段によって行われてもよい。好ましい実施例によると、検索表の形態の素数 割当表12が使用される。その代わりとして、マッピングはハードウェア論理ゲー トによって、或は不履行、利用者入力または疑似ランダム入力に基づいて連続し た素数を計算することによって行われてもよい。 次に、単一のシードキーｓ（０）（13ビット数）20から８つのキー： ｛ｓ(1)，ｓ(2),ｓ(3),ｓ(4)，ｓ(5),ｓ(6),ｓ(7)，ｓ(8)｝ のベクトルまたはリストを生成する図２に示された疑似ランダムベクトルキー発 生器を説明する。 シードキーｓ（０）は、パスワードの最初の13ビットまたは別の利用者の随意 の13ビット数のいずれかである。 キーｓ（ｋ）（ｋ＝１，２，３，…８に対して）を生成する処理方法は、次の状 態関数によって提供される： 例えば、パスワードの最初の13ビットを使用した場合： 疑似ランダムベクトルキー発生器21は、次のように８つのキ ーを計算する： このようにしてキーベクトル このプロセスは、新しいｓ（０）＝ｓ（８）を設定することによって反復される ことができる。疑似ランダムベクトルキー発生器は有効にソフトウェアに構成さ れる。 その代りとして、速度を最大にするために、発生器がハードウェアに構成され てもよい。 次に、各シードキーｓ（ｋ）（１≦ｋ≦８により）31に対して、８つの２ビッ ト２進数の列ベクトルを生成する図３に示された疑似ランダム列発生器32を説明 する。列発生器32は、ここで定めた投影演算子を使用する。投影演算子Proj_m（ ｘ）はｘの２進数展開における最後のｍデジットをもぎ取る。 例： 列発生器は、以下の２ステッププロセスとして簡単に説明されることができる ： を計算。 ステップ（２）列ベクトル を得るために上記のリストの各要素にProj₂を適用。 この例において、以下が得られる： Proj₂を適用した後、以下の列ベクトルが得られる： ｓ（２）＝３１２９に対してこの計算を反復すると、 が得られ、それはProj₂を適用した後に以下を生成する： ｓ（３）＝１７３７に対してこの計算を反復すると、 が得られ、それはProj₂を適用した後に以下を生成する： ｓ（４）＝４７９８に対してこの計算を反復すると、 が得られ、それはProj₂を適用した後に以下を生成する： ｓ（５）＝４３３３に対してこの計算を反復すると、 が得られ、それはProj₂を適用した後に以下を生成する： ｓ（６）＝５８９３に対してこの計算を反復すると、 が得られ、それはProj₂を適用した後に以下を生成する： ｓ（７）＝１４０４に対してこの計算を反復すると、 が得られ、それはProj₂を適用した後に以下を生成する： ｓ（８）＝３３に対してこの計算を反復すると、 が得られ、それはProj₂を適用した後に以下のようになる： 最後に８つの列がまとめられ、以下の２ビット数の８×８アレイを形成すること ができる： 複数の列発生器32は、図４に示された疑似ランダムアレイ 発生器41を得るために並列計算構造を使用して組合わせられることができる。こ れは、ＭＵＳＥのこの特定の例に対する疑似ランダムアレイ発生器ＰＲＡＧの説 明を完全なものにする。図５にはＰＲＡＧの概略図が示されている。 最後に、この例に対するＭＵＳＥの説明を完全なものにする。２個のバッファ が存在する。各バッファは8×16アレイから構成される。各ディスクリートな瞬 間（状態）に、ＰＲＡＧは疑似ランダム的に選択された０および１で第１のアレ イを満たし、一方別のバッファは入って来たデータでそれを満たす。各アレイ中 のビットは要素単位で加算され（ｍｏｄ２）、暗号化されたデータを生成し、そ の後このデータは出力される。バッファは消去され、次の状態に対する準備が整 う。 例えば、入って来たデータが大きいＸであり、ＰＲＡＧの出力が前に計算され たアレイ（^*）である場合、バッファは次のように満たされる： 要素単位の加算（ｍｏｄ２）の後、構成は以下のように変化する： ここで、右側のバッファは暗号化されたデータを含み、左側のバッファはクリア される。暗号化されたデータは出力され、バッファが完全に消去され、次の状態 に対する準備が整う。 加算が実行される（ｍｏｄ２）ため、暗号化が２度連続して行われた場合に、 元のデータが回復されることは容易に理解される。したがって、暗号化および暗 号解読のプロセスは 同じである。 例２（ビット長16の４つの素数による）は、Ｃプログラミング言語で実施され 、50ＭＨｚのパーソナルコンピュータでランされた。計算速度を高めるために、 ４つの各素数のモジュロを２乗することに関して検索表が使用された。1000×10 00の２次元アレイとして設定された１メガビットの入力データファイルに関して プログラムが試験された。プログラムは、疑似ランダム列発生器を実行する緊密 なループに99％以上の時間を費やす（図４参照）。 このループは、次のインテル４８６命令：４ＭＯＶＥ（１）命令、６シフト（ ６）命令、１加算（１）命令、１アンド（１）命令、１加算（１）命令および３ オワ（３）命令を有する。命令を実行するために必要なクロックサイクル数を括 弧で示す。アセンブリ言語で結果コードをさらに最適化することができる。 このループに対するクロックサイクルの合計はほぼ50である。50ＭＨｚ（50,0 00,000クロックサイクル／秒）のコンピュータでこのループを実行するのに１マ イクロ秒かかる。投影演算子は長さが２であり、したがって１メガビットの入力 ファイルをコード化するのに必要とされるおおよその時間は、500,000マイクロ 秒、すなわち0.5秒である。もちろん、後者は動作システムオーバーヘッドを含 まない。 具体的な例を示すために、ファックスの解像度の低いページ（１メガビットの 圧縮されていないファイルである）が約１／２秒で暗号化される。ファックスの 解像度の高いページ （200×200ドット／平方インチ＝４メガビットファイル）は約２秒で暗号化され 、これはファックス送信に比べると無視できるような僅かなものである。圧縮後 に暗号化が実行された場合、ファイルは20の係数だけ減少し、暗号化は1／10秒 程度である。各シンボルが８ビットで表わされるＡＳＣIIテキストファイルに関 して暗号化が実行された場合、1,000,000個のテキストシンボル（１メガバイト ファイル）の暗号化にはほぼ４秒必要である。

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 ゴールドフェルド、ドリアン アメリカ合衆国、ニュージャージー州 07670、テナフライ、ピーター・ライナ ス・コート 31 (72)発明者 クレバンスキー、ボリス・エー アメリカ合衆国、ニューヨーク州 07627、 デマレスト、アデル・アベニュー ４

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １．シードキーに応答して、前記シードキーから複数のキーを生成する第１の有 限状態マシンと、 前記複数のキーに応答して、疑似ランダム暗号アレイを生成する第２の有限状 態マシンとを具備しているデータのブロックを暗号化する装置。 ２．前記第１および第２の有限状態マシンは、時間および空間の両方で変化する 出力を有する請求項１記載の装置。 ３．さらに、前記疑似ランダム暗号アレイをデータアレイと結合する手段を具備 している請求項１記載の装置。 ４．前記結合手段は、データバッファ中の情報を暗号化する手段である請求項３ 記載の装置。 ５．前記結合手段は、前記データバッファ中の情報を解読する手段である請求項 ４記載の装置。 ６．シードキー入力および１以上の次の状態出力を有するキーベクトル発生器と 、 前記キーベクトル発生器に接続された疑似ランダムアレイ発生器と、 前記疑似ランダムアレイ発生器に接続された暗号アレイバッファと、 データバッファと、 前記暗号アレイバッファに含まれている情報を前記データバッファに含まれて いる情報と結合する手段とを具備しているデータのブロックを暗号化する装置。 ７．前記キーベクトル発生器および前記アレイ発生器は、１ つの独立した疑似ランダムシーケンスを生成するために要求されたものと同じ量 の非線形動作を使用して多数の独立した疑似ランダムシーケンスを生成するよう に構成されている請求項６記載の装置。 ８．前記キーベクトル発生器は、時間パラメータ化されたキーを生成するように 構成されている請求項６記載の装置。 ９．前記疑似ランダムアレイ発生器は、疑似ランダム選択リングベース発生器で ある請求項６記載の装置。 １０．さらに、前記データバッファに接続され、承認されていない暗号解読の試 みを検出する統計的モニタを具備している請求項６記載の装置。 １１．前記疑似ランダムアレイ発生器は、複数の並列プロセッサを含んでいる請 求項６記載の装置。 １２．前記疑似ランダムアレイ発生器は、反復的な実時間アレイ発生器である請 求項６記載の装置。 １３．複数の疑似ランダムキーをシードキーから生成し、 １以上の疑似ランダムアレイを各キーから生成し、 暗号化バッファ中に前記アレイを記憶し、 前記暗号化バッファ中の情報とデータを結合するステップを含んでいるデータ のブロックを暗号化する方法。 １４．さらに、データバッファに情報を記憶するステップを含んでいる請求項１ ３記載の方法。 １５．結合するステップは加算であり、データを暗号化または解読するように動 作する請求項１４記載の方法。 １６．さらに、複数のバッファに前記アレイを記憶し、複数 の対応したデータバッファに複数のデータ流を記憶するステップを含んでいる請 求項１４記載の方法。