JPH1020777A - 暗号化方法、暗号通信方法、認証方法及びディジタル情報の 暗号通信方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 従来の暗号通信における秘密鍵暗号や公開鍵
暗号は、暗号化と復合化のときに必要な計算量が多いと
いう問題があり、また平文と暗号文が１：１の対応をし
ているため、鍵の組合せが少ないと、解読されやすいと
いう問題があった。 【解決手段】 送信者から送られてきた信号を鍵コード
による転置をして暗号化し、この暗号文に乱数を所定の
函数を用いて付加し、更に鍵コードによる転置をして暗
号化した暗号文を返信して、暗号通信をし、又は認証を
し、又はディジタル情報の暗号通信を行うようにした。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は通信する両者が同じ
秘密鍵をもっている秘密鍵暗号を用いたシステムにおけ
る暗号化方法及び暗号通信方法、特に一方が他方の正当
性を認証する認証方法、通信の度毎に創成された異なる
乱数を鍵として音声、画像、平文等のデジタル情報の暗
号通信方法に関する。

【０００２】

【従来の技術】従来の暗号の技術として、秘密鍵暗号
（慣用暗号、共通鍵暗号とも言う）と公開鍵暗号とがあ
る。前者の代表的な暗号にＤＥＳ暗号があり、後者の代
表的な暗号にＲＳＡ暗号があるが、これらの暗号は暗号
強度の高い優れた暗号であるが、暗号化と復号化のとき
に必要な計算量が多いと言う性質がある。

【０００３】またこれらの暗号は平文と暗号文とが１：
１の対応をしている。

【０００４】

【発明が解決しようとする課題】従来の暗号である、秘
密鍵暗号のＤＥＳ暗号や、公開鍵暗号のＲＳＡ暗号は、
暗号化と復号化に伴う計算量が多いので、携帯電話のよ
うに低消費電力のマイクロコンピューターを使うような
機器にとっては、計算に時間が掛かり過ぎて使い切れな
い場合がある。

【０００５】また音声通信の暗号化のようにリアルタイ
ムで迅速に暗号化と復号化を行う必要のある通信でも暗
号化と復号化に時間のかかる方式は使いにくい。

【０００６】従来方式の他の欠点は、同じ平文に対する
暗号文は常に同じであると言うことである。換言する
と、平文と暗号文とが１対１の対応をしている。そのた
め鍵の組み合わせ数が少ないと、この性質を利用して選
択平文攻撃、或いは総ての鍵について平文と暗号文との
対比をとって表を作るとこの表によって容易に鍵を解読
される。

【０００７】例えば或る暗号体系を解読しようと思え
ば、その体系に特定の信号を入力したときの出力を、総
ての鍵について求めて表にしておくと、特定の信号を入
力したときの出力を唯一回求めるだけで、この出力と表
とから鍵を解読できる。一般に入力に対する出力が一定
の暗号は同じ方法で解読できる。

【０００８】従ってこのような解読を避ける為には、こ
の表を作る費用が経済的に引き合わない位に膨大である
ようになされていることが必要である。このようなこと
は、意味のある平文を暗号化する一般の暗号では致し方
のないことである。

【０００９】しかしながら、認証だけを行うことにすれ
ば、別の考え方が成立する。

【００１０】本発明は少ない計算量で暗号化と復号化が
できて、しかも認証作業において平文と暗号文とが１：
１ではなく多様に変化する方式を採り、解読の難しい認
証のための暗号を提供することを目的としている。

【００１１】また他の目的は平文を暗号化して通信を行
う暗号通信において、通信の度毎に異なる鍵コードを用
いて暗号化を行い解読を難しくする暗号を提供すること
を目的としている。

【００１２】

【課題を解決するための手段】本発明の認証方法では相
手が自分と同じ鍵コードをもっているか否かを確率論的
に検証することによって相手が正規の通信相手か否かを
認証する方法を採る。

【００１３】本方法の一つの特徴は、少ないピット数の
鍵コードで簡単に多様な暗号化ができて、しかもその暗
号化の仕方が簡単な代数式で表現できないようなスクラ
ンブル方式を採用したことで、他の一つの特徴は一方が
他方と関係なく独立に１回の通信毎に違った乱数を割り
込ませることを可能にしたと言うことである。

【００１４】更に他の特徴は一回の認証作業が終わる度
に、認証する者と認証される者との両者に、双方に共通
する、新しい鍵コードとして使用し得る、数字が創成さ
れることである。そしてこの数字を鍵として使うことに
よって、解読の難しい平文の暗号を作ることができるよ
うにしたことである。以下その手段について説明する。

【００１５】認証する者（或いは送信者）をＡ）、認証
される者（或いは受信者）をＢとしたとき、送信者Ａは
特別な意味を持たない毎回異なる疑似乱数Ｒ０を受信者
Ｂに送ると共に、その乱数Ｒ０を送信者Ａと受信者Ｂが
共通にもっている鍵コードＫ１で暗号化し、第１の暗号
文Ｃ１を得て記憶装置に記憶する。 ｆＫ１（Ｒ０）＝Ｃ１

【００１６】受信者Ｂは共通の鍵コードＫ１を用いて、
送られて来た乱数Ｒ０を送信者Ａがやったと同じように
鍵コードＫ１を用いて暗号化して第１の暗号文Ｃ１を得
る。受信者ＢはこのＣ１にＢが創成した疑似乱数Ｒ１を
適当な函数ｆＣ１を用いて付け加えて文Ｃ２を作りこれ
を両者Ａ，Ｂ共通の鍵コードＫ２で暗号化して第２の暗
号文Ｃ３を作りこれを返信文として送信者Ａに送り返
す。 ｆＣ１（Ｃ１、Ｒ１）＝Ｃ２ 、 ｆＫ２（Ｃ２）＝Ｃ
３

【００１７】受信者Ｂが送信者Ａとは無関係に通信の度
毎に異なる乱数Ｒ１を発生させてそれを返信文に組み入
れるので、送信文と受信文が１：１の対応をしなくな
る。換言すれば同じ平文に対する暗号文が毎回異なるこ
とになるので、通信内容から鍵コードを解読するのが難
しくなる。

【００１８】送信者Ａは貰った返信文を受信者Ｂと同じ
鍵コードＫ２を用いて復号化して文Ｃ２を復元した後、
逆函数ｆＣ２（−１）を用いて文Ｃ２から第１の暗号文
Ｃ１と乱数Ｒ１とを分離する。 ｆＫ２（−１）（Ｃ３）＝Ｃ２、 ｆＣ１（−１）（Ｃ
２）＝Ｃ１、Ｒ１

【００１９】ここで用いる函数ｆＣ１には、逆函数ｆＣ
１（−１）を用いて得た結果から、相手が自分を同じ鍵
コードをもっているか否かを、確率論的に判別できるよ
うな函数を用いる。このような函数は沢山あるが、本発
明では次の三つの方法を選ぶ。一つの手段は、返信文に
入れるべき数字、換言すればその数字が返信されてきた
らそれを受け取った者がその相手を正規のものとして認
証できるような数字、即ち上述の例では第１の暗号文Ｃ
１に受信者が創成した乱数Ｒ１を掛けて積の形にして得
た数Ｃ２を、送信者と受信者の共用の鍵コードＫ２で暗
号化して返信文Ｃ３を作り送信者に返信する。

【００２０】送信者Ａは返信文Ｃ３を受信者Ｂが暗号化
に使用した鍵コードと同じ鍵コードＫ２で復号化した
後、上述の共通でもっているべき数字Ｃ１で割って、割
り切れれば正規の相手と認証する。このとき送信側で得
られる商は乱数Ｒ１である。

【００２１】返信文は、送信者Ａと受信者Ｂの間で共通
にもっている鍵コードを使って作られ両者が共通にもっ
ている数Ｃ１と、受信者で創成した乱数Ｒ１との積にな
っているから、送信者Ａでは受信者Ｂで創成した乱数Ｒ
１が分からなくても、共通に持っている数Ｃ１で返送さ
れた積を割ってやれば、必ず割り切れる。

【００２２】逆に言えば、返送された数が割り切れれ
ば、それは送信者と受信者が同じ鍵コードを共有してい
ると言うことを意味している。

【００２３】任意の乱数を返送したときにその数が送信
者で丁度割り切れる確率は、割る数が大きいほどその確
率は小さくなる。例えば割る数ａが２のｎ乗のオーダー
ならａ．より大きい任意の乱数がａによって割り切れる
確率は２の−ｎ乗のオーダーである。従ってｎが大きい
と、割り切れた場合に、送信者と受信者は同じ鍵コード
を持っていると考えても、誤る確率は大変少ない。

【００２４】このような理由で本方法は、割り切れるか
否かと言う簡単な計算ではあるが、鍵コードのビット数
が大きければ、割り切れた場合、相手を正規の相手であ
ると認証したときに誤る確率を実用上無視できる位に小
さく出来て、しかも通信の度毎に異なる乱数が挿入され
るので、解読は大変難しくなる。

【００２５】他の手段は、返信文に入れるべき第１の暗
号文である数字Ｃ１に、受信者が創成した通信の度毎に
変わる乱数の二乗数Ｒ２を加算またはＥＸ−ＯＲ（排他
的論理和）した数を鍵コードＫ２で暗号化して返信文と
する。

【００２６】送信者は返信文を受信者が暗号化に使用し
た鍵コードと同じ鍵コードＫ２で復号化した後、上述の
共通にもっているべき数字Ｃ１をＥＸ−ＯＲして得た数
字Ｒ２を開平し、その結果整数解を得られたら正規の相
手と認証する。

【００２７】この方法は大きな任意の整数が開平されて
整数の解をもつ確率は少ないと言うことを利用してい
る。

【００２８】更に他の手段は、返信文に入れるべき、受
信者と送信者との両者が共通してもってい第１の暗号文
である数字Ｃ１に、受信者で創成した通信の度毎に変わ
る二乗数Ｒ２をかけて得た積を鍵コードＫ２で暗号化し
て返信文とする。

【００２９】送信者は返信文を受信者が暗号化に使用し
た鍵コードと同じ鍵コードＫ２で復号化した後、上述の
共通にもっているべき数字Ｃ１で割って、もし割り切れ
れば、更にその商を開平して、整数解を得られたら正規
の相手ととして認証する。

【００３０】この方法は前二者の利用した整数の性質の
両方を利用した二重認証である。

【００３１】次に本発明で乱数Ｒ０等の数字を暗号化す
る方法について説明する。

【００３２】暗号化されるビット、数字或いは文字の数
と同じ数のビットをもつ、或いは暗号化されるビットの
ブロック内のビット数と同じビット数を持つ二進数で、
そのなかに適当な数の１（又は０）を含む数を選びこれ
を鍵コードとし、この数によって暗号化される数をスク
ランブルする。

【００３３】その方法は鍵コードの“１”（又は０）の
立っているところに、暗号化されるビットを先頭から一
定の順序、即ち左から順次転置してゆく。

【００３４】“１”（又は０）の所を全部転置し終わっ
たら、転置されない残りのビットを“０”（又は１）の
立っている所に順次転置してゆく。必ずしも先頭から埋
めてゆく必要はなく、最後部から一定の順序、即ち右か
ら順に転置していっても構わない。或は暗号化されるビ
ットを偶数項と奇数項に分けて、上記方法で先ず偶数項
を転置し、次いで奇数項を転置するような方法でも構わ
ない。それは予め決めて置けば良い。

【００３５】この方法の長所は、暗号化の種類（数）が
非常に多くとれるが、それにも拘わらずテーブルのよう
なものは必要としないことと暗号化作業を簡単な代数式
で表現できないことにある。このことは解読を困難にす
る。

【００３６】例えば６０ビットの数字を鍵コードにする
と、暗号化の方法は２の６０乗通りある。これは１．１
５×１０の１８乗通りである。この中で１のビットが極
端に少ないか或いは多い数字の鍵コードをさけて使わな
いようにしても、１０の１７乗通り位の種類の暗号化を
とることは容易である。

【００３７】暗号化の種類数が多い程、或る暗号の使っ
ている暗号化方法を決める鍵コードを解読することが難
しくなる。

【００３８】同じ鍵コードを用いて暗号化すべき同じ対
象に対して複数回の反復暗号化を行うと、解読は更に難
しくなるので、必要に応じて同じ鍵コードを用いて複数
回の暗号化を行うと良い。

【００３９】しかしながら、単なる暗号化だけでは、送
信文と返信文との間に１：１の対応があるので、選択平
文攻撃で暗号化方式を解読される可能性が高い。それ
故、上述のように本暗号方式では、受信者が送信者とは
無関係に通信の度毎に異なる乱数を発生させてそれを返
信文に組み入れる。

【００４０】これによって同じ平文に対する暗号文が毎
回異なることになり、通信の盗聴によって得た内容から
鍵コードを解読するのが難しくなる。

【００４１】不正者の侵入の可能性について考えてみる
と、この認証方法では、盗聴によって得られた通信内容
は、鍵コードが変更されない限り有効であると言うこと
であるから、若し盗聴で得られた送信文と同じ送信文が
使われたときは、前に盗聴で得た返信文をそのまま使え
ば鍵コードを解読できなくても、不正に侵入することが
できる。

【００４２】しかしながら送信文のビット数が多ければ
送信者が同じ疑似乱数Ｒ０を引き続いて使用する確率は
大変低いから、このような侵入は実際的には不可能であ
る。また考えられる総ての送信文に対する返信文を盗聴
することは、殆ど不可能であろうし、そのような表が出
来ても送信文に対する正しい返信文をその表から検索す
るのは容易ではないから、一定時間後に返信のない場合
は通信を打ち切るようにしてこのような攻撃を防ぐこと
ができる。

【００４３】

【発明の実施の形態】図１に本発明の送信者と受信者の
間の信号の遣り取りの基本的実施形態を示す。本暗号方
式は秘密鍵方式、即ち送信者と受信者は同じ鍵を共有し
ている。

【００４４】図１の実施形態は認証方法をを例にして示
しており、認証者（送信者）Ａに対し、被認証者（受信
者）Ｂがステップ１で認証をスタートすると、ステップ
２で認証要求をする。

【００４５】送信者Ａはステップ３で認証作業を開始
し、ステップ４で送信者Ａは乱数Ｒ０を創成して、ステ
ップ５で受信者Ｂに送る。同時にステップ６で鍵コード
Ｋ１によって暗号化して第１の暗号文Ｃ１を得る。

【００４６】受信者Ｂは乱数Ｒ０を受け取るとステップ
８で鍵コードＫ１によってスクランブルして暗号化し、
ステップ９で第１の暗号文Ｃ１を得る。ステップ１０で
乱数Ｒ１を創作し、ステップ１１で乱数Ｒ１を記憶す
る。

【００４７】ステップ１２で暗号文Ｃ１に受信者Ｂで生
成した乱数Ｒ１を掛けて積Ｃ２を得る。

【００４８】ステップ１３で積Ｃ２を鍵コードＫ２でス
クランブルして暗号化し、第２の暗号文Ｃ３を得る。ス
テップ１４で暗号文Ｃ３を送信者Ａに返信する。

【００４９】送信者Ａはステップ１５で受け取った暗号
文Ｃ３を鍵コードＫ２で復号化し、ステップ１６で積Ｃ
２を得る。ステップ１７で積Ｃ２を先に送信者Ａで算出
しておいた暗号文Ｃ１で割る。そうすると、積Ｃ２は暗
号文Ｃ１で割り切れて整数解ｎを得る。

【００５０】この状態はステップ１８で整数解ＹＥＳと
なり、ステッップ１９で認証ＯＫとなる。尚整数解は乱
数Ｒ１であり、ステップ２０で記憶される。

【００５１】ステップ１８で整数解ＮＯのときはステッ
プ２１で認証否認となる。

【００５２】整数解を得ると言うことは、送信者と受信
者が同じ鍵コードをもっていると言うことを高い確率で
意味している。何故なら送信者と受信者は互いに独立に
鍵コードを使って暗号化を行っており、その結果が割り
切れると言うことは同じ鍵コードをもって計算していた
なら当然のことであり、逆に違う鍵コードを用いて計算
しているか、単に任意の乱数を返信したにも拘わらず偶
然に割り切れる確率は大変低いからである。

【００５３】以上に述べたのは基本的な暗号化の手順で
あるが、鍵コードＫ２を解読するために、既知平文攻撃
として受信者に全ビットが１である数を入れると、第１
の暗号文Ｃ１は必ず全ビットが１となるので、鍵コード
Ｋ２の解読の手助けになる。これをさけるために、実際
の暗号では受信者は送られて来た乱数を一回以上スクラ
ンブルした後に鍵コードをＥＸ−ＯＲして得た数を更に
鍵コードでスクランブルするようにする。

【００５４】鍵コードは２０〜５００ビット位に選ばれ
る。ｎビットの鍵コードは２のｎ乗通りの暗号化を可能
にする。

【００５５】図２に簡単のために、ビット数の少ない１
６ビットの鍵コードＫ１を使った転置によりスクランブ
ルした数字列の暗号化の例を示す。

【００５６】図２では、同じ二進数の鍵コードＫ１で一
つの二進数の乱数Ｒ０を複数回、転置して暗号化した例
を示す。転置の効果を分かり易くするために二進数の１
０進表示を付けてある。

【００５７】実際の暗号の場合、何回転置するかを通信
の度に変えると、解読が大変難しくなる。例えば受け取
った数を１回転置して得た数の末尾の数ビットの示す数
だけ転置する。例えば末尾３個のビットをとるとすれ
ば、１回転置して暗号化した数の末尾３桁が、０００で
あればそれ以上の転置による暗号化は行わない。１０１
であれば更に５回転置する。

【００５８】このようにすると送信者から送られてくる
乱数は毎回異なるから、暗号化の回数を決める数も毎回
異なることになる。

【００５９】暗号化回数を決めるビットとして、末尾の
数ビットではなく首部の数ビット或いは中間の数ビット
を用いても良いことは勿論である。何処のビットを使う
かと言うことは、予め両者間で定めて秘密にしておく。

【００６０】このようにすると鍵コードを解読しようと
するときに、鍵コードがわからないと、暗号化の回数が
分からないが、暗号化の回数が分からないと、鍵コード
が分からないと言う関係になり、解読は大変難しくな
る。

【００６１】乱数を付加した返信文を返送するときも生
のままで返信すると解読され易いから、上述したような
方法で鍵コードで転置して暗号化をしてから返信する
が、このときも同じように、暗号化の回数は固定せずに
変化するようにする。

【００６２】上述の暗号の手順のうちの掛け算を利用し
た場合の手順の例を次に示す。次に示す手順は送信者Ａ
が受信者Ｂを正規の相手か否かを検証する手順について
述べてある。

【００６３】（１） 送信者Ａと受信者Ｂは鍵コードＫ
_１とＫ_２を共有している。

【００６４】（２） 送信者Ａは乱数Ｒ０を生成する。
そしてこの乱数Ｒ０を記憶すると共に、受信者Ｂに乱数
Ｒ０を送る。Ｒ０のビット数をｎ０、Ｋ１のビット数を
ｎ１とすると、ｎ０＝ｎ１にするのが望ましい。

【００６５】（３） 受信者での暗号化 先ず乱数Ｒ０を鍵コードＫ１を使って図２に示した本発
明の方法で転置する。得た数と鍵コードＫ１とのＥＸ−
ＯＲをとる。得た数の下ｎ個のビットの示す数の回数だ
け、得た数を図２の要領で鍵コードＫ１で暗号化する。
このようにしてスクランブルして暗号化された暗号文Ｃ
１１を得る。

【００６６】（４） Ｃ１１のビット列の先頭（或いは
下位）から適当なビット数（１／２〜２／３）の所で分
断して得た二つの数のＥＸ−ＯＲを採りこれをＣ１２と
する。或いは分断して得られた数の何れか一方をＣ１２
とする。

【００６７】（５） 受信者は新しい乱数Ｒ１を生成す
る。

【００６８】（６） Ｃ１２×Ｒ１＝Ｃ１３を算出す
る。

【００６９】（７） Ｃ１３の桁数を、０のビットを付
け加えたり頭を削ったりして、鍵コードＫ２の桁数と合
わせてＣ１４とする。

【００７０】（８） Ｃ１４を鍵コードＫ２で（３）で
述べた方法でスクランブルして暗号文Ｃ１５を作る。

【００７１】（９） （７）で頭を削った場合は、削っ
た部分をＣ１５の頭に付け加え、そうでない場合はその
ままＣ１５を暗号化された返信文として送信者に送る。

【００７２】（１０） 送信者は返信文Ｃ１５に（７）
と（９）の手順を施しその後鍵コードＫ_２で復号化して
Ｃ１４を得て、更にこれからＣ１３を算出する。

【００７３】（１１） Ｃ１３を、送信者内で上述の
（３）と（４）に述べたのと同じ手順で算出したＣ１２
で割って割り切れたら、正規の相手と認証する。

【００７４】何故ならＣ１２で割り切れるということ
は、受信者が送信者からの通信文を正確に判断したと言
うことを意味しており、つまり同じ鍵を持っていると言
うことを高い確率で示しているからである。

【００７５】以上が相手が正規の相手か否かを認証する
ための暗号通信の手順の一例である。

【００７６】上記の例では、鍵コードとして、Ｋ１とＫ
２の二つの鍵コードを用いたが、Ｋ２を使わずにＫ１で
代替して暗号化してもよい。この時は当然暗号強度が落
ちるが簡便な暗号として十分用い得る。

【００７７】乱数Ｒ_１は選択平文攻撃で暗号化方法を解
読されないように、Ｃ１５の値を毎回変えるための役目
をする。

【００７８】また乱数Ｒ１は通常の暗号の場合の平文の
役目もする。換言すれば、意味のある文章の代わりに意
味のある数字を作る役目をする。割り切れれば意味があ
る数字となる。

【００７９】掛け算の代わりに二乗数を送っても良い。
Ｃ１２と二乗数とのＥＸ−０Ｒをとって暗号文として、
それを送るようにすれば、受け取った側では、暗号文と
Ｃ１２とのＥＸ−０ＲをとってＣ１２を消し去って残っ
た二乗数を開平して整数解を得られれば、正規の相手と
見做して認証する。

【００８０】二乗数を掛けて積の形にして送っても良
い。この場合は割り切れるという条件と割り切れて得た
商が更に開平して整数解が得られると言う二つの条件を
満足しているか否かで判断できるから、更に厳格な認証
方法となる。

【００８１】上述の認証方法を、送信者と受信者を入れ
替えて合計２度行うと、両者が互いに相手を認証でき
る。

【００８２】本発明の他の大きな効用は、上記の認証の
ための通信によって、送信者と受信者が共通に、その通
信の度毎に新しく創成された乱数Ｒ１或いは二乗数Ｒ２
を共有することになることである。

【００８３】この乱数Ｒ１、二乗数Ｒ２を、創成した受
信者側が持っているのは当然として、送信者側は返信文
を逆関数ｆＫ（−１）で処理した結果としてこれらの乱
数を得る。

【００８４】この乱数を１回限り使い捨ての乱数に近い
形の乱数として、平文等の暗号化通信の共通鍵に用い得
るので、大変安全性の高い平文の暗号通信ができる。乱
数Ｒ１或いは二乗数Ｒ２は認証のための通信の１回毎に
一つづつ増えてゆくから、長い鍵が欲しいときは、認証
通信を数回繰り返せば良い。

【００８５】この乱数は本発明の転置方法を使った暗号
通信の鍵に使えるし、ＤＥＳ暗号その他の秘密鍵暗号の
暗号通信の鍵にも使えるし、その他の既存の暗号鍵にも
使えて、その応用範囲は大変広い。

【００８６】このような平文等の暗号通信では、通信の
度毎に使用する鍵が変化しているし、その上この鍵を使
って本発明の転置の方法によって暗号化を行うと暗号化
の種類が大変多いから、解読が難しいと言う長所があ
る。

【００８７】またこの転置の方法をとると、他の長所と
して、暗号化の種類は多いけれども、その方法は比較的
単純であるから、専用のＩＣを開発すると、高速の暗号
化が可能である。従って、音声のデジタル通信の暗号化
のようにリアルタイムでの暗号化が望ましい場合に大変
適している。

【００８８】このような暗号通信方式の例としては、使
用する乱数Ｒ１の長さを単位としてデジタル情報をブロ
ックに分け、このブロックを乱数Ｒ１を鍵コードとして
本発明のスクランブル方法で暗号化して送信文を作成し
て送るような方式が挙げられる。

【００８９】図３に文字を本発明の転置方法で暗号化し
た例を示す。この場合も転置の回数は通信の度毎に変化
しておくと良い。

【００９０】平文の１バイトを、鍵コードの１ビットに
割り当てる考え方である。ただこのような意味のある文
章の文字の転置による暗号化の場合、高速での復号化を
総当たり等の方法で解読され易い。

【００９１】それ故特に解読を困難にしたい場合は、文
字単位ではなく、ビット単位での暗号化即ちヒット転置
が推奨される。何故ならこのようにすると、いわゆる転
置式と換字式の組合わさった暗号になり、解読が難しく
なる。

【００９２】しかもこのスクランブル方式で行われる換
字は従来の一般の換字と違って、その文字を表すコード
が、スクランブルする鍵コードのどの位置に位置してい
るかによって、転換される文字が変化する。

【００９３】例えば同じＤと言う字が、その字を表すコ
ードと鍵コードとの相対位置の違いによって、あるとき
はＳに、あるときはＮに、あるときは？に変換されたり
する。

【００９４】従って暗号文を見てその中の文字の出現頻
度を見て解読するような一般的に使われている解読手法
は使えない。それだけ難解な暗号になっている。

【００９５】本発明のスクランブル方法は上述のように
文字の通信、所謂平文の通信に大変有用であるだけでな
く、音声の通信でも有用である。

【００９６】図２に見られるように、本発明の暗号化の
手段であるスクランブル方法でデジタル信号をスクラン
ブルすると、その値は大きく変化する。

【００９７】従って音声のデジタル信号に本発明のスク
ランブルによる暗号化を施すと、原音声は雑音に変化
し、秘話通信ができるようになる。しかも暗号化と復号
化の速度が早いから、リアルタイムでの音声の秘話通信
ができる。

【００９８】また１回の認証の度毎に、認証しあった二
者間に新しい鍵コードになり得る、乱数Ｒ１が創成され
るから、この乱数を使って、通信の度毎の１回限りの使
い捨ての乱数鍵として、一般の秘密鍵暗号、例えばＤＥ
Ｓ暗号等の鍵としてこの乱数鍵を使うことも出来る。

【００９９】この何れの場合、即ち本発明のスクランブ
ルに使う場合でも、ＤＥＳ暗号等に使う場合でも乱数Ｒ
１を利用した鍵は１回毎の使い捨てであるから、これに
よって大変解読の難しい暗号通信が可能となる。

【０１００】解読は大変難しいだけでなく、例え解読さ
れても、次回の通信には別の鍵コードが使われるから、
解読されることによる被害は限定されたものとなる。こ
のように、本発明は認証と暗号通信の両方の分野でその
効用は著しい。

【０１０１】

【発明の効果】本発明の暗号化方法を採用することによ
って、上記したように表などを使わずに多様な暗号化が
行われ、計算量は少ないが、解読の難しい高速の暗号通
信方法が得られて、商取引等での本人認証、アクセスコ
ントロールでの本人認証等の認証と、公開通信路での音
声通信、画像通信、文章通信等でのディジタル情報の暗
号通信等の分野でその効用は著しい。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の実施形態を示すフローチャート

【図２】数字列の暗号化の例を示す図

【図３】平文の暗号化の例を示す図

【符号の説明】

１〜２１ ステップ Ａ 送信者 Ｂ 受信者 Ｒ０，Ｒ２ 乱数 Ｃ１，Ｃ３ 暗号文

【手続補正書】

【提出日】平成８年１２月１２日

【手続補正１】

【補正対象書類名】明細書

【補正対象項目名】特許請求の範囲

【補正方法】変更

【補正内容】

【特許請求の範囲】

【請求項６】 請求項５に記載の暗号通信による認証方
法において、前記暗号化方法が請求項１または請求項２
の暗号化方法であることを特徴とする認証方法。

Claims (10)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 二進法で表示された鍵コードの“１”の
   ビットの立っている位置に、暗号化されるデータ列を先
   頭又は最後部から一定の順序で転置して行き、“１”の
   ビットの立っている所がすべて転置されたら、次に
   “０”のビットの立っている位置に、転置されずに残っ
   ているデータ列を一定の順序で転置してスクランブルす
   ることを特徴とする暗号化方法。
2. 【請求項２】 二進法で表示された鍵コードの“０”の
   ビットの立っている位置に、暗号化されるデータ列を先
   頭又は最後部から一定の順序で転置して行き、“０”の
   ビットの立っている所がすべて転置されたら、次に
   “１”のビットの立っている位置に、転置されずに残っ
   ているデータ列を一定の順序で転置してスクランブルす
   ることを特徴とする暗号化方法。
3. 【請求項３】 請求項１又は請求項２に記載の暗号化方
   法において、前記データ列がビット列、数字列或いは文
   字列であることを特徴とする暗号化方法。
4. 【請求項４】 送信者と受信者が同じ鍵コードを持つ秘
   密鍵暗号を用いた暗号通信システムにおいて、送信者か
   ら送られてきた信号を請求項１又は請求項２に記載の暗
   号化方法で暗号化し、得られた第１の暗号文に乱数を所
   定の函数を用いて付加し、更に前記暗号化方法で暗号化
   し、得られた第２の暗号文を返信することを特徴とする
   暗号通信方法。
5. 【請求項５】 請求項４に記載の暗号通信方法におい
   て、前記函数が乱数の掛け算であることを特徴とする暗
   号通信方法。
6. 【請求項６】 請求項４に記載の暗号通信方法におい
   て、前記函数が乱数の二乗数の加算又は排他的論理和で
   あることを特徴とする暗号通信方法。
7. 【請求項７】 請求項４に記載の暗号通信方法におい
   て、前記函数が乱数の二乗数の掛け算であることを特徴
   とする暗号通信方法。
8. 【請求項８】 送信者と受信者が同じ鍵コードを持つ秘
   密鍵暗号を用いた暗号通信システムにおいて、送信者か
   ら送られてきた信号を請求項１又は請求項２に記載の暗
   号化方法で暗号化し、得られた第１の暗号文に乱数を所
   定の函数を用いて付加し、更に前記暗号化方法で暗号化
   し、得られた第２の暗号文を返信し、送信側では受信者
   から返信された前記第２の暗号文を鍵コードで復合化
   し、更に逆函数を用いて第１の暗号文で演算し、整数解
   が得られたときに正規の相手と認証することを特徴とす
   る認証方法。
9. 【請求項９】 送信者と受信者が同じコードを持つ秘密
   鍵暗号を用いた暗号通信システムにおいて、送信すべき
   デジタル情報を共通鍵を用いて請求項１又は請求項２に
   記載の暗号化方法で暗号化することを特徴とするデジタ
   ル情報の暗号通信方法。
10. 【請求項１０】 デジタル情報の暗号通信方法におい
    て、通信に先立って行われる通信相手の認証作業におい
    て送信者と受信者とが共通に得ることになる請求項８に
    記載の整数解を、通信のための共通鍵として用いて、デ
    ジタル情報を請求項１又は請求項２に記載の暗号化方法
    で暗号化することを特徴とするデジタル情報の暗号通信
    方法。