JPH1084339A - ストリーム暗号による通信方法、ならびに通信システム - Google Patents

ストリーム暗号による通信方法、ならびに通信システム

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JPH1084339A
JPH1084339A JP8236862A JP23686296A JPH1084339A JP H1084339 A JPH1084339 A JP H1084339A JP 8236862 A JP8236862 A JP 8236862A JP 23686296 A JP23686296 A JP 23686296A JP H1084339 A JPH1084339 A JP H1084339A
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JP8236862A
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Takeshi Takagi
剛 高木
Shozo Naito
昭三 内藤
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Nippon Telegraph and Telephone Corp
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Nippon Telegraph and Telephone Corp
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Abstract

(57)【要約】 【課題】 ストリーム暗号における秘密鍵である乱数を
共有するための処理量を削減し、高速な暗号化通信を行
う。 【解決手段】 乱数共有化手段２１により送信装置３１
と受信装置５１との間で、予め乱数Ｒ[j](１≦ｊ≦ｋ)
を共有する。平文メッセージをＭ[i](１≦ｉ≦Ｎ)、暗
号化メッセージＣ[i](１≦ｉ≦Ｎ)とする。送信装置３
１は、以下の式によりビット毎の暗号化を行う。(＋)は
排他的論理和である。 Ｃ[i] ≡Ｒ[i] (＋) Ｍ[i] （１≦ｉ≦ｋのとき） Ｃ[i] ≡Ｍ[i-k] (＋) Ｍ[i] （ｋ＜ｉのとき） 受信装置５１は、共有乱数Ｒを使って以下の式により復
号化する。 Ｍ[i] ≡Ｒ[i] (＋) Ｃ[i] （１≦ｉ≦ｋのとき） Ｍ[i] ≡Ｍ[i-k] (＋) Ｃ[i] （ｋ＜ｉのとき）

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、ストリーム暗号に
よる通信方法、ならびに通信システムに係り、特に秘密
鍵の共有のための処理時間を短縮することにより高速化
を図ったストリーム暗号による通信方法、ならびに通信
システムに関する。
【０００２】
【従来の技術】暗号方式は、秘密鍵暗号と公開鍵暗号に
大きく分類できる。秘密鍵暗号は、通信相手同士が共有
した秘密鍵を用いて暗号化及び復号化を行うもので、一
般に公開鍵暗号に比べて暗号化・復号化を高速に行える
が、鍵の配送という問題がある。公開鍵暗号は、鍵の配
送の問題を解決するが、暗号化及び復号化の処理量が多
く、リアルタイム性のあるマルチメディア情報の秘密通
信への利用には困難がある。また、秘密鍵暗号は、公開
鍵暗号に比べて処理が高速であるとはいえ、やはりリア
ルタイム情報の秘密通信への利用にはさらに高速な暗号
方式が望まれる。
【０００３】理論的に最も安全で、しかも暗号化・復号
化の処理量の少ない秘密鍵暗号としては、一回限りの使
い捨て鍵（ワンタイム・パッド、以下単にパッドとも略
す）を使用し、通信データとパッドとをビット毎に排他
的論理和演算を行なうバーナム暗号が知られている。
【０００４】バーナム暗号は、図２６に示すように、平
文と同じ長さの２進乱数列（以下、単に乱数と呼ぶ）を
秘密鍵として用い、平文のビット列と乱数のビット列と
を１ビットづつ排他的論理和演算して暗号文のビット列
を生成し、同じ秘密鍵を用いて復号化するストリーム暗
号（逐次暗号とも呼ばれる）の一種である。
【０００５】ここで、平文のビット列をＭ＝ｍ1,ｍ2,…
とし、鍵のビット列をＫ＝ｋ1,ｋ2,…とすると、暗号文
のビット列Ｃ＝ｃ1,ｃ2,…は、
【数１】 ｃi ＝ｍi＋ｋi （ mod ２） （ｉ＝１，２，…） …（１） 式（１）となる。mod ２での和は、いわゆる排他的論理
和であり、以下、（＋）で排他的論理和を表すとすれ
ば、式（１）の暗号化は、
【数２】ｃi ＝ｍi（＋）ｋi …（２） 式（２）と表される。
【０００６】復号化は同じ鍵を用いて、
【数３】 ｍi ＝ｃi（＋）ｋi ＝ｍi（＋）ｋi（＋）ｋi ＝ｍi …（３） 式（３）と表される。ここで、ｋi の値が０，１にかか
わらず、ｋi（＋）ｋi≡０が成立する。
【０００７】しかしながら、このようなバーナム暗号を
利用するためには、あらかじめ通信データ量と同じ量の
秘密鍵を共有しておく必要がある。
【０００８】秘密鍵の共有方法として、従来より公開鍵
配送法が知られている。公開鍵配送法は、通信相手同士
がそれぞれ秘密鍵を作成し、公開鍵を利用してそれぞれ
の秘密鍵にある演算を施して得た情報（これは盗聴され
てもかまわない）を交換し、それぞれの秘密鍵とこの交
換した情報とに基づいて、共有の秘密鍵を生成するもの
である。
【０００９】次に、従来の公開鍵配送法の例として、デ
ィフィ・ヘルマン（Diffie-Hellman）型公開鍵配送法
（以下、ＤＨ型公開鍵配送法と略す）を説明する（参考
文献「現代暗号理論」電子通信学会発行）。
【００１０】利用者Ａと利用者Ｂとの間でＤＨ型公開鍵
配送法を適用するとする。素数ｐとガロア体ＧＦ（ｐ）
のある固定された原始根αの値は、公開鍵として事前に
知らせておく。まず、Ａは区間［０，ｐ−１］の間の整
数ＸA をランダムに選び、秘密に保持しておく。Ｂも同
様に区間［０，ｐ−１］の間の整数ＸB をランダムに選
び、秘密に保持しておく。
【００１１】そして、Ａは、
【数４】 ＹA ＝αXA mod ｐ， １≦ＹA ≦ｐ−１ …（４） を計算し、ＹA をＢに送る。Ｂは、
【数５】 ＹB ＝αXB mod ｐ， １≦ＹB ≦ｐ−１ …（５） を計算し、ＹB をＡに送る。
【００１２】このようにＹA ，ＹB を交換してから、Ａ
は共有鍵Ｋを次のように計算する。
【００１３】
【数６】 Ｋ＝（ＹB ）XA mod ｐ ＝（αXB mod ｐ）XA mod ｐ ＝αXBXA mod ｐ， １≦Ｋ≦ｐ−１ …（６） Ｂも同様にして、共有鍵Ｋを次のように計算する。
【００１４】
【数７】 Ｋ＝（ＹA ）XB mod ｐ ＝（αXA mod ｐ）XB mod ｐ ＝αXAXB mod ｐ， １≦Ｋ≦ｐ−１ …（７） 以上の方法でＡとＢは、鍵Ｋ＝αXAXB mod ｐを秘密に
共有できる。このＤＨ型公開鍵配送法の構成を図２７に
示す。
【００１５】ここで、第３者がＹA とＹB とを盗聴して
も、ＸA とＸB とＫを推定することはできない。なお、
ＹA とＹB の積Ｚは、Ｚ＝α(XA+XB) mod ｐであり、
Ｋとは異なることに留意されたい。もちろん、素数ｐと
原始根αの値やＺの値が分かっていても推定できないこ
とに変わりはなく、秘密鍵Ｋを知ろうとする第３者は、
【数８】 Ｋ＝（ＹA ）(LOGαYB) mod ｐ …（８） Ｋ＝（ＹB ）(LOGαYA) mod ｐ …（９） 式（８）または（９）を計算しなければならず、これは
いわゆる離散的対数を解く計算量が必要である。
【００１６】このＤＨ型公開鍵配送法では、共有鍵を変
更するのに公開鍵を書き換える必要がある。ところが公
開ファイルの鍵リストを変更するには、公開ファイルを
管理している鍵センターとの通信、本人であることの認
証など様々な手間がかかるので、ＤＨ型公開鍵配送法の
基本方式では頻繁に鍵を変更することは出来ない。
【００１７】そこで、本人が登録したことを認証した公
開鍵をもとに、様々な値の共有鍵を生成する方法、すな
わち、公開鍵を変更せずに、共有の暗号鍵を変更する拡
張ＤＨ型公開鍵配送方式が提案されている（山元、秋山
「A data encryption device incorporating fast PKD
S」Global Com.32.2.1-32.2.6(Dec.1983）、岡本、中村
「公開鍵配送方式の一検討」昭和５９年電子情報通信学
会全国大会１５、松本、高嶋、今井、「公開鍵配送方式
に関する二三の考察」ＣＩＳ研資 1985-02）。
【００１８】また、秘密鍵の共有のために、ＲＳＡ暗号
等の公開鍵暗号による秘密鍵の配送も行われているが、
公開鍵暗号のブロックサイズにより秘密鍵の長さが限定
され、かつ、暗号化及び復号化のための処理量が多く、
秘密鍵共有のための処理時間が多くかかっていた。
【００１９】また、ブロック単位の暗号化を行う秘密鍵
暗号としてＤＥＳ暗号等が知られている。ＤＥＳ暗号
は、比較的短い５６ビットの秘密鍵を利用して転置と換
字を繰り返し、６４ビットの平文ブロックと６４ビット
の暗号文ブロックとを相互に変換するものである。
【００２０】
【発明が解決しようとする課題】以上説明したように、
上記従来のバーナム暗号等のストリーム暗号において
は、通信相手同士で予めメッセージ長と同じ長さの乱数
列である秘密鍵を共有しておく必要があり、この秘密鍵
を安全に配送しなければならないという問題点があっ
た。
【００２１】また、この秘密鍵の共有に公開鍵配送法や
公開鍵暗号を使うと、公開鍵暗号による暗号化及び復号
化の処理量が膨大となり、秘密鍵を使用するストリーム
暗号本来の高速性が失われるという問題点があった。
【００２２】また、ＤＥＳ暗号等のブロック秘密鍵暗号
では、共有すべき秘密鍵は比較的短いが、高価な専用ハ
ードウェアを用意しなければならないという問題点があ
った。
【００２３】以上の問題点に鑑み、本発明の主要な課題
は、従来の秘密鍵暗号の鍵配送問題を解決し、少量の秘
密鍵の配送だけで、大量の通信メッセージの秘密鍵暗号
による通信を可能とすることである。
【００２４】また本発明の別の課題は、従来の秘密鍵暗
号あるいは公開鍵暗号と同等の安全性を確保した暗号通
信を行うことである。
【００２５】また本発明の別の課題は、リアルタイム性
のあるマルチメディア情報の秘密通信に適用可能とする
ため、従来型の秘密鍵暗号や公開鍵暗号と比べて、暗号
化および復号化の処理量が少なく、リアルタイムの暗号
化及び復号化が行えるストリーム暗号による通信方法及
び通信システムを提供することである。
【００２６】さらに本発明の別の課題は、暗号化及び復
号化の処理をさらに高速化するために、並列処理が可能
であり、またハードウェア化が容易であるストリーム暗
号による通信方法及び通信システムを提供することであ
る。
【００２７】
【課題を解決するための手段】上記課題を解決するた
め、本発明は次の構成を有する。すなわち、請求項１記
載の発明は、送信装置と受信装置との間で、予め所定ビ
ット長を有する乱数を共有し、前記送信装置は、通信メ
ッセージの先頭ビットから前記乱数の所定ビット長に等
しい長さの各ビットにより構成された第１の領域の通信
メッセージに対しては、これらの各ビットと、前記乱数
の先頭ビットから所定ビット長までの各ビットと、をそ
れぞれ互いに排他的論理和演算することにより、第１の
暗号化メッセージを生成し、前記乱数の所定ビット長を
超える前記通信メッセージの各ビットから構成された第
２の領域の通信メッセージに対しては、これらの各ビッ
トと、該ビット位置から前記乱数の所定ビット長を減じ
たビット位置の前記通信メッセージの各ビットと、をそ
れぞれ互いに排他的論理和演算することにより、第２の
暗号化メッセージを生成し、第１及び第２の暗号化メッ
セージを前記送信装置から前記受信装置へ通信し、前記
受信装置は、第１の暗号化メッセージに対しては、これ
らの各ビットと、前記乱数の先頭ビットから所定ビット
長までの各ビットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演
算することにより、第１の暗号化メッセージから第１の
領域の通信メッセージを復号化し、第２の暗号化メッセ
ージに対しては、これらの各ビットと、該ビット位置か
ら前記乱数の所定ビット長を減じたビット位置の前記通
信メッセージの各ビットと、をそれぞれ互いに排他的論
理和演算することにより、第２の暗号化メッセージから
第２の領域の通信メッセージを復号化する、ことを要旨
とするストリーム暗号による通信方法である。
【００２８】請求項１に記載の発明によれば、通信メッ
セージの長さよりも短い秘密鍵である乱数を予め送信装
置と受信装置間で共有する。次いで、通信メッセージの
先頭からこの乱数のビット長に等しい長さの第１の領域
の通信メッセージに対してのみこの乱数の各ビットと排
他的論理和演算し、残りの第２の領域の通信メッセージ
に対しては、該ビット位置からこの乱数のビット長を減
じたビット位置の通信メッセージの各ビットをそれぞれ
互いに排他的論理和演算することにより、暗号化メッセ
ージを生成するので、予め共有すべき乱数のビット長を
通信メッセージより短縮し、乱数の共有の為の時間を削
減し、高速な暗号化通信を行うことができる。
【００２９】また、請求項２記載の発明は、送信装置と
受信装置との間で、公開鍵配送法により、予め所定ビッ
ト長を有する乱数を共有し、前記送信装置は、通信メッ
セージの先頭ビットから前記乱数の所定ビット長に等し
い長さの各ビットにより構成された第１の領域の通信メ
ッセージに対しては、これらの各ビットと、前記乱数の
先頭ビットから所定ビット長までの各ビットと、をそれ
ぞれ互いに排他的論理和演算することにより、第１の暗
号化メッセージを生成し、前記乱数の所定ビット長を超
える前記通信メッセージの各ビットから構成された第２
の領域の通信メッセージに対しては、これらの各ビット
と、該ビット位置から前記乱数の所定ビット長を減じた
ビット位置の前記通信メッセージの各ビットと、をそれ
ぞれ互いに排他的論理和演算することにより、第２の暗
号化メッセージを生成し、第１及び第２の暗号化メッセ
ージを前記送信装置から前記受信装置へ通信し、前記受
信装置は、第１の暗号化メッセージに対しては、これら
の各ビットと、前記乱数の先頭ビットから所定ビット長
までの各ビットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算
することにより、第１の暗号化メッセージから第１の領
域の通信メッセージを復号化し、第２の暗号化メッセー
ジに対しては、これらの各ビットと、該ビット位置から
前記乱数の所定ビット長を減じたビット位置の前記通信
メッセージの各ビットと、をそれぞれ互いに排他的論理
和演算することにより、第２の暗号化メッセージから第
２の領域の通信メッセージを復号化する、ことを要旨と
するストリーム暗号による通信方法である。
【００３０】請求項２に記載の発明によれば、通信メッ
セージの長さよりも短い秘密鍵である乱数を予め公開鍵
配送法により送信装置と受信装置間で共有する。公開鍵
配送法により秘密鍵である共有乱数の配送の安全性が確
保される。次いで、通信メッセージの先頭からこの乱数
のビット長に等しい長さの第１の領域の通信メッセージ
に対してのみこの乱数の各ビットと排他的論理和演算
し、残りの第２の領域の通信メッセージに対しては、該
ビット位置から前記乱数の所定ビット長を減じたビット
位置の前記通信メッセージの各ビットとをそれぞれ互い
に排他的論理和演算することにより、暗号化メッセージ
を生成する。これにより予め共有すべき乱数のビット長
を通信メッセージより短縮し、乱数の共有の為の時間を
削減し、高速な暗号化通信を行うことができる。
【００３１】また、請求項３記載の発明は、送信装置と
受信装置との間で、公開鍵暗号による暗号化通信によ
り、予め所定ビット長を有する乱数を共有し、前記送信
装置は、通信メッセージの先頭ビットから前記乱数の所
定ビット長に等しい長さの各ビットにより構成された第
１の領域の通信メッセージに対しては、これらの各ビッ
トと、前記乱数の先頭ビットから所定ビット長までの各
ビットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算すること
により、第１の暗号化メッセージを生成し、前記乱数の
所定ビット長を超える前記通信メッセージの各ビットか
ら構成された第２の領域の通信メッセージに対しては、
これらの各ビットと、該ビット位置から前記乱数の所定
ビット長を減じたビット位置の前記通信メッセージの各
ビットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算すること
により、第２の暗号化メッセージを生成し、第１及び第
２の暗号化メッセージを前記送信装置から前記受信装置
へ通信し、前記受信装置は、第１の暗号化メッセージに
対しては、これらの各ビットと、前記乱数の先頭ビット
から所定ビット長までの各ビットと、をそれぞれ互いに
排他的論理和演算することにより、第１の暗号化メッセ
ージから第１の領域の通信メッセージを復号化し、第２
の暗号化メッセージに対しては、これらの各ビットと、
該ビット位置から前記乱数の所定ビット長を減じたビッ
ト位置の前記通信メッセージの各ビットと、をそれぞれ
互いに排他的論理和演算することにより、第２の暗号化
メッセージから第２の領域の通信メッセージを復号化す
る、ことを要旨とするストリーム暗号による通信方法で
ある。
【００３２】請求項３に記載の発明によれば、通信メッ
セージの長さよりも短い秘密鍵である乱数を予め公開鍵
暗号方式の通信により送信装置と受信装置との間で共有
する。公開鍵暗号により秘密鍵である共有乱数の配送の
安全性が確保される。次いで、通信メッセージの先頭か
らこの乱数のビット長に等しい長さの第１の領域の通信
メッセージに対してのみこの乱数の各ビットと排他的論
理和演算し、残りの第２の領域の通信メッセージに対し
ては、該ビット位置から前記乱数の所定ビット長を減じ
たビット位置の前記通信メッセージの各ビットとをそれ
ぞれ互いに排他的論理和演算することにより、暗号化メ
ッセージを生成する。これにより予め共有すべき乱数の
ビット長を通信メッセージより短縮し、乱数の共有の為
の時間を削減し、高速な暗号化通信を行うことができ
る。
【００３３】また、請求項４記載の発明は、送信装置か
ら受信装置へ、公開鍵暗号により暗号化した乱数と、ス
トリーム暗号化した通信メッセージと、を送るストリー
ム暗号による通信方法であって、前記送信装置は、所定
ビット長を有する乱数を発生させ、該乱数を受信装置の
公開鍵により暗号化して、暗号化乱数を生成し、通信メ
ッセージの先頭ビットから前記乱数の所定ビット長に等
しい長さの各ビットにより構成された第１の領域の通信
メッセージに対しては、これらの各ビットと、前記乱数
の先頭ビットから所定ビット長までの各ビットと、をそ
れぞれ互いに排他的論理和演算することにより、第１の
暗号化メッセージを生成し、前記乱数の所定ビット長を
超える前記通信メッセージの各ビットから構成された第
２の領域の通信メッセージに対しては、これらの各ビッ
トと、該ビット位置から前記乱数の所定ビット長を減じ
たビット位置の前記通信メッセージの各ビットと、をそ
れぞれ互いに排他的論理和演算することにより、第２の
暗号化メッセージを生成し、前記暗号化乱数と第１およ
び第２の暗号化メッセージとを連接して前記送信装置か
ら前記受信装置へ通信し、前記受信装置は、前記暗号化
乱数を自らの秘密鍵により復号化して乱数を生成し、第
１の暗号化メッセージに対しては、これらの各ビット
と、前記乱数の先頭ビットから所定ビット長までの各ビ
ットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算することに
より、第１の暗号化メッセージから第１の領域の通信メ
ッセージを復号化し、第２の暗号化メッセージに対して
は、これらの各ビットと、該ビット位置から前記乱数の
所定ビット長を減じたビット位置の前記通信メッセージ
の各ビットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算する
ことにより、第２の暗号化メッセージから第２の領域の
通信メッセージを復号化する、ことを要旨とするストリ
ーム暗号による通信方法である。
【００３４】請求項４に記載の発明によれば、通信メッ
セージの長さよりも短い秘密鍵である乱数を公開鍵暗号
方式により暗号化し、次いで、通信メッセージの先頭か
らこの乱数のビット長に等しい長さの第１の領域の通信
メッセージに対してのみこの乱数の各ビットと排他的論
理和演算し、残りの第２の領域の通信メッセージに対し
ては、該ビット位置から前記乱数の所定ビット長を減じ
たビット位置の前記通信メッセージの各ビットとをそれ
ぞれ互いに排他的論理和演算することにより、暗号化メ
ッセージを生成する。これにより、公開鍵暗号の持つ安
全性により秘密鍵である共有乱数の配送の安全性が確保
される。また、共有すべき乱数のビット長を通信メッセ
ージより短縮し、乱数の共有の為の時間を削減し、高速
な暗号化通信を行うことができる。
【００３５】また請求項５記載の発明は、請求項３また
は請求項４に記載のストリーム暗号による通信方法にお
いて、前記乱数のビット数は、前記公開鍵暗号により１
度に暗号化可能なビット数を超えるビット数であり、そ
れぞれ複数回の暗号化及び復号化によって前記乱数の暗
号化及び復号化が行われることを要旨とする。
【００３６】請求項５記載の発明によれば、公開鍵暗号
による暗号化ブロックサイズより大きいビット長の乱数
を分割して送ることができるので、公開鍵暗号の制約に
拘わらず十分長い乱数を送ることができ、より一層安全
性を向上させることができる。
【００３７】また、請求項６記載の発明は、それぞれ乱
数発生器を備えた送信装置と受信装置との間で、公開鍵
暗号を用いる暗号化通信により、乱数発生アルゴリズム
及びまたは乱数の初期値を共有することにより、双方の
乱数発生器から所定ビット長の同一の乱数を発生させ、
前記送信装置は、通信メッセージの先頭ビットから前記
乱数の所定ビット長に等しい長さの各ビットにより構成
された第１の領域の通信メッセージに対しては、これら
の各ビットと、前記乱数の先頭ビットから所定ビット長
までの各ビットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算
することにより、第１の暗号化メッセージを生成し、前
記乱数の所定ビット長を超える前記通信メッセージの各
ビットから構成された第２の領域の通信メッセージに対
しては、これらの各ビットと、該ビット位置から前記乱
数の所定ビット長を減じたビット位置の前記通信メッセ
ージの各ビットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算
することにより、第２の暗号化メッセージを生成し、第
１及び第２の暗号化メッセージを前記送信装置から前記
受信装置へ通信し、前記受信装置は、第１の暗号化メッ
セージに対しては、これらの各ビットと、前記乱数の先
頭ビットから所定ビット長までの各ビットと、をそれぞ
れ互いに排他的論理和演算することにより、第１の暗号
化メッセージから第１の領域の通信メッセージを復号化
し、第２の暗号化メッセージに対しては、これらの各ビ
ットと、該ビット位置から前記乱数の所定ビット長を減
じたビット位置の前記通信メッセージの各ビットと、を
それぞれ互いに排他的論理和演算することにより、第２
の暗号化メッセージから第２の領域の通信メッセージを
復号化することを要旨とするストリーム暗号による通信
方法である。
【００３８】請求項６に記載の発明によれば、送信装置
および受信装置にそれぞれ乱数発生器を備え、公開鍵暗
号を用いて、乱数発生アルゴリズム及びまたは乱数の初
期値を送信装置から受信装置へ送ることにより、双方の
乱数発生器を互いに等しい状態に設定することができ、
双方の乱数発生器から等しい乱数を発生することによ
り、秘密鍵である乱数を共有することができる。公開鍵
暗号により乱数発生アルゴリズム及びまたは乱数の初期
値の配送の安全性が確保される。また乱数そのものでは
なく、乱数発生アルゴリズム及びまたは乱数の初期値を
送ることにより、乱数共有のための通信が短縮され、乱
数共有の為の時間を削減し、高速な暗号化通信を行うこ
とができる。
【００３９】また請求項７記載の発明は、請求項６に記
載のストリーム暗号による通信方法において、前記送信
装置及び受信装置にそれぞれ備えられた乱数発生器か
ら、発生される乱数の周期を超えて、それぞれ乱数を取
り出すことを要旨とする。これにより、十分に長い乱数
を利用することができる。
【００４０】また、請求項８記載の発明は、通信メッセ
ージの先頭から所定のビット長を第１の領域の通信メッ
セージとし、前記通信メッセージの所定のビット長を超
える部分を第２の領域の通信メッセージとする通信メッ
セージの分割を行い、第１の領域の通信メッセージに対
しては公開鍵暗号により、第２の領域の通信メッセージ
に対してはストリーム暗号により、それぞれ送信装置か
ら受信装置へ通信する通信方法であって、前記送信装置
は、第１の領域の通信メッセージを受信装置の公開鍵に
より暗号化して、第１の暗号化メッセージを生成し、第
２の領域の通信メッセージに対しては、これらの各ビッ
トと、該ビット位置から前記第１の領域の通信メッセー
ジのビット長を減じたビット位置の前記通信メッセージ
の各ビットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算する
ことにより、第２の暗号化メッセージを生成し、前記第
１および第２の暗号化メッセージを連接して前記送信装
置から前記受信装置へ通信し、前記受信装置は、自らの
秘密鍵により、前記第１の暗号化メッセージから第１の
領域の通信メッセージを復号化し、前記第２の暗号化メ
ッセージの各ビットに対しては、これらの各ビットと、
該ビット位置が対応する前記通信メッセージのビット位
置から前記所定のビット長を減じたビット位置の復号化
された通信メッセージの各ビットと、をそれぞれ互いに
排他的論理和演算することにより、第２の暗号化メッセ
ージから第２の領域の通信メッセージを復号化する、こ
とを要旨とするストリーム暗号による通信方法である。
【００４１】請求項８記載の発明によれば、通信メッセ
ージの先頭から所定のビット長までの第１の領域の通信
メッセージを公開鍵暗号化し、残りの通信メッセージ
は、これらの各ビットと、該ビット位置から前記第１の
領域の通信メッセージのビット長を減じたビット位置の
前記通信メッセージの各ビットと、をそれぞれ互いに排
他的論理和演算することによりストリーム暗号化する。
公開鍵暗号の持つ安全性により、第１の領域の通信メッ
セージの安全性が確保され、第２の領域の通信メッセー
ジの復号化は、第１の領域の通信メッセージの復号化が
前提となる。これにより、乱数を共有化することなく、
高速で安全性の高い暗号化が行える。
【００４２】また請求項９記載の発明は、請求項８に記
載のストリーム暗号による通信方法において、前記第１
の領域の通信メッセージのビット数は、前記公開鍵暗号
により１度に暗号化可能なビット数を超えるビット数で
あり、それぞれ複数回の暗号化及び復号化によって第１
の領域の通信メッセージの暗号化及び復号化が行われる
ことを要旨とする。
【００４３】請求項９記載の発明によれば、公開鍵暗号
化する第１の領域の通信メッセージの長さが利用する公
開鍵暗号方式に限定されず、十分な安全性を確保できる
長さとすることができる。
【００４４】また、請求項１０記載の発明は、送信装置
と受信装置との間で、予め所定ビット長を有する乱数を
共有し、前記送信装置は、前記乱数の所定ビット長と等
しいブロック長を有する転置情報を前記受信装置の公開
鍵により暗号化した暗号化転置情報を生成し、通信メッ
セージの先頭ビットから前記乱数の所定ビット長に等し
い長さの各ビットにより構成された第１の領域の通信メ
ッセージに対しては、前記転置情報に基づいて、これら
の各ビットを前記乱数の所定ビット長と等しいブロック
長の転置を施した転置メッセージの各ビットと、前記乱
数の先頭ビットから所定ビット長までの各ビットと、を
それぞれ互いに排他的論理和演算することにより、第１
の暗号化メッセージを生成し、前記乱数の所定ビット長
を超える前記通信メッセージの各ビットから構成された
第２の領域の通信メッセージに対しては、前記転置情報
に基づいて、これらの各ビットを前記転置のブロック長
の単位毎に転置を施した転置メッセージの各ビットと、
前記通信メッセージの該ビット位置から前記乱数の所定
ビット長を減じたビット位置の前記通信メッセージの各
ビットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算すること
により、第２の暗号化メッセージを生成し、前記暗号化
転置情報と第１の暗号化メッセージと第２の暗号化メッ
セージとを連接して前記送信装置から前記受信装置へ通
信し、前記受信装置は、自らの秘密鍵により前記暗号化
転置情報から転置情報を復号化し、第１の暗号化メッセ
ージに対しては、これらの各ビットと、前記乱数の先頭
ビットから所定ビット長までの各ビットと、をそれぞれ
互いに排他的論理和演算して得られた転置メッセージに
前記転置の逆写像の転置を施して第１の領域の通信メッ
セージを復号化し、第２の暗号化メッセージに対して
は、これらの各ビットと、該ビット位置から前記乱数の
所定ビット長を減じたビット位置の前記通信メッセージ
の各ビットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算して
得られた転置メッセージに前記転置の逆写像の転置を施
して第２の領域の通信メッセージを復号化する、ことを
要旨とするストリーム暗号による通信方法である。
【００４５】また、請求項１１記載の発明は、送信装置
と受信装置との間で、公開鍵配送法により、予め所定ビ
ット長を有する乱数を共有し、前記送信装置は、前記乱
数の所定ビット長と等しいブロック長を有する転置情報
を前記受信装置の公開鍵により暗号化した暗号化転置情
報を生成し、通信メッセージの先頭ビットから前記乱数
の所定ビット長に等しい長さの各ビットにより構成され
た第１の領域の通信メッセージに対しては、前記転置情
報に基づいて、これらの各ビットを前記乱数の所定ビッ
ト長と等しいブロック長の転置を施した転置メッセージ
の各ビットと、前記乱数の先頭ビットから所定ビット長
までの各ビットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算
することにより、第１の暗号化メッセージを生成し、前
記乱数の所定ビット長を超える前記通信メッセージの各
ビットから構成された第２の領域の通信メッセージに対
しては、前記転置情報に基づいて、これらの各ビットを
前記転置のブロック長の単位毎に転置を施した転置メッ
セージの各ビットと、前記通信メッセージの該ビット位
置から前記乱数の所定ビット長を減じたビット位置の前
記通信メッセージの各ビットと、をそれぞれ互いに排他
的論理和演算することにより、第２の暗号化メッセージ
を生成し、前記暗号化転置情報と第１の暗号化メッセー
ジと第２の暗号化メッセージとを連接して前記送信装置
から前記受信装置へ通信し、前記受信装置は、自らの秘
密鍵により前記暗号化転置情報から転置情報を復号化
し、第１の暗号化メッセージに対しては、これらの各ビ
ットと、前記乱数の先頭ビットから所定ビット長までの
各ビットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算して得
られた転置メッセージに前記転置の逆写像の転置を施し
て第１の領域の通信メッセージを復号化し、第２の暗号
化メッセージに対しては、これらの各ビットと、該ビッ
ト位置から前記乱数の所定ビット長を減じたビット位置
の前記通信メッセージの各ビットと、をそれぞれ互いに
排他的論理和演算して得られた転置メッセージに前記転
置の逆写像の転置を施して第２の領域の通信メッセージ
を復号化することを要旨とするストリーム暗号による通
信方法である。
【００４６】また、請求項１２記載の発明は、送信装置
と受信装置との間で、公開鍵暗号による暗号化通信によ
り、予め所定ビット長を有する乱数を共有し、前記送信
装置は、前記乱数の所定ビット長と等しいブロック長を
有する転置情報を前記受信装置の公開鍵により暗号化し
た暗号化転置情報を生成し、通信メッセージの先頭ビッ
トから前記乱数の所定ビット長に等しい長さの各ビット
により構成された第１の領域の通信メッセージに対して
は、前記転置情報に基づいて、これらの各ビットを前記
乱数の所定ビット長と等しいブロック長の転置を施した
転置メッセージの各ビットと、前記乱数の先頭ビットか
ら所定ビット長までの各ビットと、をそれぞれ互いに排
他的論理和演算することにより、第１の暗号化メッセー
ジを生成し、前記乱数の所定ビット長を超える前記通信
メッセージの各ビットから構成された第２の領域の通信
メッセージに対しては、前記転置情報に基づいて、これ
らの各ビットを前記転置のブロック長の単位毎に転置を
施した転置メッセージの各ビットと、前記通信メッセー
ジの該ビット位置から前記乱数の所定ビット長を減じた
ビット位置の前記通信メッセージの各ビットと、をそれ
ぞれ互いに排他的論理和演算することにより、第２の暗
号化メッセージを生成し、前記暗号化転置情報と第１の
暗号化メッセージと第２の暗号化メッセージとを連接し
て前記送信装置から前記受信装置へ通信し、前記受信装
置は、自らの秘密鍵により前記暗号化転置情報から転置
情報を復号化し、第１の暗号化メッセージに対しては、
これらの各ビットと、前記乱数の先頭ビットから所定ビ
ット長までの各ビットと、をそれぞれ互いに排他的論理
和演算して得られた転置メッセージに前記転置の逆写像
の転置を施して第１の領域の通信メッセージを復号化
し、第２の暗号化メッセージに対しては、これらの各ビ
ットと、該ビット位置から前記乱数の所定ビット長を減
じたビット位置の前記通信メッセージの各ビットと、を
それぞれ互いに排他的論理和演算して得られた転置メッ
セージに前記転置の逆写像の転置を施して第２の領域の
通信メッセージを復号化する、ことを要旨とするストリ
ーム暗号による通信方法である。
【００４７】また請求項１３記載の発明は、公開鍵暗号
により暗号化した乱数と、公開鍵暗号により暗号化した
転置情報と、ストリーム暗号化した通信メッセージと、
を送信装置から受信装置へ送るストリーム暗号による通
信方法であって、前記送信装置は、所定ビット長を有す
る乱数を発生させ、該乱数を受信装置の公開鍵により暗
号化して暗号化乱数を生成し、前記乱数の所定ビット長
と等しいブロック長を有する転置情報を前記受信装置の
公開鍵により暗号化した暗号化転置情報を生成し、通信
メッセージの先頭ビットから前記乱数の所定ビット長に
等しい長さの各ビットにより構成された第１の領域の通
信メッセージに対しては、前記転置情報に基づいて、こ
れらの各ビットを前記乱数の所定ビット長と等しいブロ
ック長の転置を施した転置メッセージの各ビットと、前
記乱数の先頭ビットから所定ビット長までの各ビット
と、をそれぞれ互いに排他的論理和演算することによ
り、第１の暗号化メッセージを生成し、前記乱数の所定
ビット長を超える前記通信メッセージの各ビットから構
成された第２の領域の通信メッセージに対しては、前記
転置情報に基づいて、これらの各ビットを前記転置のブ
ロック長の単位毎に転置を施した転置メッセージの各ビ
ットと、前記通信メッセージの該ビット位置から前記乱
数の所定ビット長を減じたビット位置の前記通信メッセ
ージの各ビットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算
することにより、第２の暗号化メッセージを生成し、前
記暗号化乱数と前記暗号化転置情報と第１及び第２の暗
号化メッセージとを連接して、送信装置から受信装置へ
通信し、前記受信装置は、自らの秘密鍵により、前記暗
号化乱数及び前記暗号化転置情報からそれぞれ前記乱数
及び前記転置情報を復号化し、第１の暗号化メッセージ
に対しては、これらの各ビットと、前記乱数の先頭ビッ
トから所定ビット長までの各ビットと、をそれぞれ互い
に排他的論理和演算して得られた転置メッセージに前記
転置の逆写像の転置を施して第１の領域の通信メッセー
ジを復号化し、第２の暗号化メッセージに対しては、こ
れらの各ビットと、該ビット位置から前記乱数の所定ビ
ット長を減じたビット位置の前記通信メッセージの各ビ
ットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算して得られ
た転置メッセージに前記転置の逆写像の転置を施して第
２の領域の通信メッセージを復号化する、ことを要旨と
するストリーム暗号による通信方法である。
【００４８】また請求項１４記載の発明は、請求項１２
または請求項１３に記載のストリーム暗号による通信方
法において、前記乱数のビット数は、前記公開鍵暗号に
より１度に暗号化可能なビット数を超えるビット数であ
り、それぞれ複数回の暗号化及び復号化によって前記乱
数の暗号化及び復号化が行われることを要旨とする。
【００４９】また請求項１５記載の発明は、それぞれ乱
数発生器を備えた送信装置と受信装置との間で、公開鍵
暗号を用いる暗号化通信により、乱数発生アルゴリズム
及びまたは乱数の初期値を共有することにより、双方の
乱数発生器から所定ビット長の同一の乱数を発生させ、
前記送信装置は、前記乱数の所定ビット長と等しいブロ
ック長を有する転置情報を前記受信装置の公開鍵により
暗号化した暗号化転置情報を生成し、通信メッセージの
先頭ビットから前記乱数の所定ビット長に等しい長さの
各ビットにより構成された第１の領域の通信メッセージ
に対しては、前記転置情報に基づいて、これらの各ビッ
トを前記乱数の所定ビット長と等しいブロック長の転置
を施した転置メッセージの各ビットと、前記乱数の先頭
ビットから所定ビット長までの各ビットと、をそれぞれ
互いに排他的論理和演算することにより、第１の暗号化
メッセージを生成し、前記乱数の所定ビット長を超える
前記通信メッセージの各ビットから構成された第２の領
域の通信メッセージに対しては、前記転置情報に基づい
て、これらの各ビットを前記転置のブロック長の単位毎
に転置を施した転置メッセージの各ビットと、前記通信
メッセージの該ビット位置から前記乱数の所定ビット長
を減じたビット位置の前記通信メッセージの各ビット
と、をそれぞれ互いに排他的論理和演算することによ
り、第２の暗号化メッセージを生成し、前記暗号化転置
情報と第１の暗号化メッセージと第２の暗号化メッセー
ジとを連接して前記送信装置から前記受信装置へ通信
し、前記受信装置は、自らの秘密鍵により前記暗号化転
置情報から転置情報を復号化し、第１の暗号化メッセー
ジに対しては、これらの各ビットと、前記乱数の先頭ビ
ットから所定ビット長までの各ビットと、をそれぞれ互
いに排他的論理和演算して得られた転置メッセージに前
記転置の逆写像の転置を施して第１の領域の通信メッセ
ージを復号化し、第２の暗号化メッセージに対しては、
これらの各ビットと、該ビット位置から前記乱数の所定
ビット長を減じたビット位置の前記通信メッセージの各
ビットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算して得ら
れた転置メッセージに前記転置の逆写像の転置を施して
第２の領域の通信メッセージを復号化する、ことを要旨
とするストリーム暗号による通信方法である。
【００５０】また請求項１６記載の発明は、請求項１５
に記載のストリーム暗号による通信方法において、前記
送信装置及び受信装置にそれぞれ備えられた乱数発生器
から、発生される乱数の周期を超えて、それぞれ乱数を
取り出すことを要旨とする。
【００５１】また請求項１７記載の発明は、通信メッセ
ージの先頭から所定のビット長を第１の領域の通信メッ
セージとし、前記通信メッセージの所定のビット長を超
える部分を第２の領域の通信メッセージとする通信メッ
セージの分割を行い、第１の領域の通信メッセージに対
しては公開鍵暗号により、第２の領域の通信メッセージ
に対してはストリーム暗号により、それぞれ送信装置か
ら受信装置へ通信する通信方法であって、前記送信装置
は、前記乱数の所定ビット長と等しいブロック長を有す
る転置情報を前記受信装置の公開鍵により暗号化した暗
号化転置情報を生成し、第１の領域の通信メッセージを
前記転置情報に基づいて転置した第１の転置メッセージ
を前記受信装置の公開鍵により暗号化して、第１の暗号
化メッセージを生成し、第２の領域の通信メッセージに
該当する前記分割前の通信メッセージの各ビットに対し
ては、前記転置情報に基づいて、これらの通信メッセー
ジを構成する各ビットを前記転置のブロック長の単位毎
に転置を施した第２の転置メッセージの各ビットと、前
記通信メッセージの該ビット位置から前記乱数の所定ビ
ット長を減じたビット位置の第１の通信メッセージの各
ビットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算すること
により、第２の暗号化メッセージを生成し、前記暗号化
転置情報と第１の暗号化メッセージと第２の暗号化メッ
セージとを連接して送信し、前記受信装置は、自らの秘
密鍵により、前記暗号化転置情報及び第１の暗号化メッ
セージからそれぞれ前記転置情報及び第１の転置メッセ
ージを復号化し、この第１の転置メッセージに前記転置
の逆写像の転置を施して第１の領域の通信メッセージを
復号化し、第２の暗号化メッセージの各ビットに対して
は、これらの各ビットと、該ビット位置が対応する通信
メッセージのビット位置から前記所定のビット長を減じ
たビット位置の復号化された通信メッセージの各ビット
と、をそれぞれ互いに排他的論理和演算することによ
り、第２の領域の通信メッセージを復号化する、ことを
要旨とするストリーム暗号による通信方法である。
【００５２】また請求項１８記載の発明は、請求項１７
に記載のストリーム暗号による通信方法において、前記
第１の領域の通信メッセージのビット数は、前記公開鍵
暗号により１度に暗号化可能なビット数を超えるビット
数であり、それぞれ複数回の暗号化及び復号化によって
第１の領域の通信メッセージの暗号化及び復号化が行わ
れることを要旨とする。
【００５３】請求項１０ないし請求項１８のいずれかに
記載の発明によれば、請求項１ないし請求項９のいずれ
かに記載のストリーム暗号による通信方式において、さ
らに通信メッセージに対して転置を行うことにより、さ
らに安全強度を高めることができる。
【００５４】また請求項１９記載の発明は、請求項１な
いし請求項１８のいずれか１項に記載のストリーム暗号
による通信方法において、前記排他的論理和演算を行う
処理を、複数ビット並列して実行させることを要旨とす
る。
【００５５】また請求項２０記載の発明は、請求項１な
いし請求項１９のいずれか１項に記載のストリーム暗号
による通信方法において、前記第２の領域の通信メッセ
ージを暗号化または復号化するための排他的論理和演算
の処理は、少なくとも一方の演算対象データを前記第１
の領域の通信メッセージのビット数だけシフトする動作
を含むことを要旨とする。
【００５６】また請求項２１記載の発明は、送信装置と
受信装置との間で所定のビット長の乱数を共有させる乱
数共有化手段と、通信メッセージの先頭ビットから前記
乱数の所定ビット長に等しい長さの各ビットに対して
は、前記乱数の先頭ビットから所定ビット長までの各ビ
ットと排他的論理和演算し、前記乱数の所定ビット長を
超える前記通信メッセージの各ビットに対しては、該ビ
ット位置から前記乱数の所定ビット長を減じたビット位
置の前記通信メッセージの各ビットと排他的論理和演算
することにより暗号化メッセージを生成する暗号化手段
を備えた送信装置と、前記暗号化メッセージの先頭ビッ
トから前記乱数の所定ビット長に等しい長さの各ビット
に対しては、前記乱数の先頭ビットから所定ビット長ま
での各ビットと排他的論理和演算し、前記乱数の所定ビ
ット長を超える前記暗号化メッセージの各ビットに対し
ては、該ビット位置から前記乱数の所定ビット長を減じ
たビット位置の前記暗号化メッセージの各ビットと排他
的論理和演算することにより復号化メッセージを得る復
号化手段を備えた受信装置と、を備えたことを要旨とす
るストリーム暗号による通信システムである。
【００５７】また請求項２２記載の発明は、請求項２１
に記載のストリーム暗号による通信システムにおいて、
前記乱数共有化手段は、前記送信装置と前記受信装置と
の間で、それぞれ個別に生成された異なる乱数に基づい
て生成された情報を互いに交換し、この交換された情報
及び前記個別に生成された異なる乱数に基づいて、前記
送信装置及び前記受信装置がそれぞれ同一の共有乱数を
生成するものであることを要旨とする。
【００５８】また請求項２３記載の発明は、請求項２１
に記載のストリーム暗号による通信システムにおいて、
前記乱数共有化手段は、前記受信装置の公開鍵により公
開鍵暗号化された乱数を送信装置より送信する公開鍵暗
号化手段と、この公開鍵暗号化された乱数を受信し受信
装置自身の秘密鍵により乱数を復号化する公開鍵復号化
手段と、を備えたものであることを要旨とする。
【００５９】また請求項２４記載の発明は、請求項２１
に記載のストリーム暗号による通信システムにおいて、
前記乱数共有化手段は、前記送信装置に設けられた乱数
発生アルゴリズム及びまたは乱数の初期値を設定可能な
第１の乱数発生器と、前記乱数発生アルゴリズム及びま
たは乱数の初期値を前記受信装置の公開鍵により公開鍵
暗号化する公開鍵暗号化手段と、この公開鍵暗号化され
た乱数発生アルゴリズム及びまたは乱数の初期値を受信
装置自身の秘密鍵により復号化する公開鍵復号化手段
と、前記受信装置に設けられ、この復号化された乱数発
生アルゴリズム及びまたは乱数の初期値を設定可能な第
２の乱数発生器と、を備えたことを要旨とする。
【００６０】また請求項２５記載の発明は、それぞれ乱
数の初期値を構成するビットの値が外部より設定される
複数ビットのシフトレジスタと、このシフトレジスタの
各ビットから新たな乱数を生成するためのビットを指定
するための値が乱数発生アルゴリズムとして外部より設
定される制御レジスタと、前記制御レジスタの値により
指定されたシフトレジスタのビット間で排他的論理和演
算を行い、その結果をシフトレジスタに入力する排他的
論理和回路と、を備えた乱数発生器を送信装置及び受信
装置がそれぞれ備えてなり、両装置の乱数発生器が互い
に等しい乱数を生成することを特徴とするストリーム暗
号による通信システムである。
【００６１】また請求項２６記載の発明は、請求項２１
に記載のストリーム暗号による通信システムにおいて、
前記送信装置は、転置情報に基づいて、前記乱数の所定
ビット長に等しいブロック長を有するブロック単位に前
記通信メッセージのビット位置を入れ替える第１の転置
手段と、前記転置情報を受信装置の公開鍵により暗号化
し暗号化転置情報を生成する公開鍵暗号化手段と、をさ
らに備えてなり、前記受信装置は、自身の秘密鍵により
前記暗号化転置情報を復号化し転置情報を生成する公開
鍵復号化手段と、この復号化された転置情報に基づい
て、該転置情報の示す転置の逆写像を前記復号化メッセ
ージに施す第２の転置手段と、を備えたことを要旨とす
る。
【００６２】また請求項２７記載の発明は、請求項２１
に記載のストリーム暗号による通信システムにおいて、
前記暗号化手段または前記復号化手段は、共有乱数が初
期状態として設定されるとともにシフトイン入力に通信
メッセージまたは暗号化メッセージの直列供給源が接続
されたシフトレジスタと、このシフトレジスタのシフト
アウト出力に一方の入力が接続され、前記通信メッセー
ジまたは暗号化メッセージの直列供給源に他方の入力が
接続され、その出力が暗号化メッセージまたは復号化さ
れた通信メッセージとなる２入力排他的論理和回路と、
を備えたことを要旨とする。
【００６３】また請求項２８記載の発明は、請求項２７
に記載のストリーム暗号による通信システムにおいて、
前記シフトレジスタまたは該シフトレジスタ及び前記排
他的論理和回路を備えた回路が単一の集積回路に集積化
されたことを要旨とする。
【００６４】また請求項２９記載の発明は、請求項２１
に記載のストリーム暗号による通信システムにおいて、
前記暗号化手段及びまたは前記復号化手段は、前記排他
的論理和演算を複数ビット並列に行う演算器を備えたこ
とを要旨とする。
【００６５】また請求項３０記載の発明は、所定のビッ
ト幅で順次供給される第１のデータを一時保持する第１
の保持手段と、前記所定のビット幅の第２のデータまた
は第１の保持手段に保持されたデータを一時保持する第
２の保持手段と、第１及び第２の保持手段の内容をそれ
ぞれビット毎に排他的論理和演算を行う前記所定ビット
幅の並列演算器と、を備えた回路を単一の集積回路に集
積化したことを要旨とするストリーム暗号による通信シ
ステムである。
【００６６】本発明では、従来方式に比較して、暗号化
および復号化の処理量が少ないので、リアルタイム性の
あるマルチメディア情報の効果的な秘匿通信を行なうこ
とができる。また、大量ファイルの暗号転送においても
有効である。
【００６７】
【発明の実施の形態】次に、図面を参照して本発明の実
施の形態を詳細に説明する。図１は、本発明に係るスト
リーム暗号による通信システムの第１の実施形態を示す
システム構成図であり、請求項１または請求項２記載の
発明に対応する。同図において、通信システム１１は、
乱数共有化部２１と、送信装置３１と、受信装置５１
と、通信路７１とを備えて構成されている。
【００６８】乱数共有化部２１は、送信装置３１と受信
装置５１とに、所定のビット長ｋの互いに等しい乱数
（乱数列とも呼ばれる）Ｒを秘密に共有させるものであ
る。これには、例えば、乱数Ｒを記憶させたフロッピー
ディスクを書留便で郵送することも可能である。
【００６９】なお、以下の説明においては、特に断らな
い限り、乱数Ｒはビット長ｋの２進乱数とし、そのｉ番
目のビットの値をＲ［ｉ］とする。
【００７０】また、通信メッセージであるビット長Ｎの
平文Ｍは、その第１の領域である先頭ビットＭ［１］か
ら同ｋビット目であるＭ［ｋ］までの先頭ブロック（以
下、このブロックをＭ1,k とも記す）と、第２の領域で
ある平文ＭのビットＭ［ｉ］（ｋ＜ｉ≦Ｎ）からなる後
続ブロックとに便宜上分割して説明する。
【００７１】送信装置３１は、平文Ｍからその先頭ブロ
ックＭ1,k を切り出す先頭ブロック切り出し処理部１１
１と、先頭ブロックＭ1,k を暗号化する先頭ブロック暗
号化処理部１３１と、この先頭ブロックに続くビットＭ
［ｉ］（ｋ＜ｉ≦Ｎ）を暗号化する後続ブロック暗号化
処理部１５１と、先頭ブロック暗号化処理部１３１によ
り生成された第１の暗号化メッセージ及び後続ブロック
暗号化処理部１５１により生成された第２の暗号化メッ
セージを連接して１つの暗号文として通信路７１へ送出
する暗号文連接処理部１７１と、を備えて構成されてい
る。
【００７２】受信装置５１は、通信路７１を介して受信
された暗号文から、第１及び第２の暗号化メッセージを
分離する暗号文分離処理部２７１と、第１の暗号化メッ
セージから平文の先頭ブロックを復号化する先頭ブロッ
ク復号化処理部２３１と、第２の暗号化メッセージから
平文の後続ブロックを復号化する後続ブロック復号化処
理部２５１と、それぞれ復号化された先頭ブロック及び
後続ブロックを連接して平文Ｍを復元するビット連接処
理部２１１とを備えて構成されている。
【００７３】次に、送信装置３１の動作をフローチャー
ト及びメモリ割付を示す表を参照して詳細に説明する。
図９は、送信装置３１の暗号化送信処理を説明するフロ
ーチャートであり、表１は同処理におけるメモリ上のデ
ータ配置を示す表である。なお、表１及び以下の各表に
おいて、ビット位置を示すカウンタｉの値によってデー
タ内容が異なる場合、データ内容欄を複数設けている。
そしてデータ内容欄の「←」印は、左側のデータ内容欄
と同一の内容であることを示す。
【００７４】
【表１】 表１に示すように暗号化送信処理においては、平文Ｍ、
乱数Ｒがそれぞれデータ番号１、２に与えられる。
【００７５】図９において、まず共有乱数Ｒのビット長
ｋが、データ番号３に格納される（ステップＳ１０
１）。次いで、暗号化すべき平文のビット位置を示すカ
ウンタｉを初期設定するために、データ番号４に１を格
納する（ステップＳ１０３）。
【００７６】次いで、ｉがｋ以下がどうかを判定し（ス
テップＳ１０５）、ｉ≦ｋならば、暗号化すべき平文の
ビット位置ｉは、通信メッセージの第１の領域であるの
で、乱数Ｒのｉビット目Ｒ［ｉ］を取り出してデータ番
号５に格納し、平文Ｍのｉビット目Ｍ［ｉ］を取り出
し、データ番号６に格納し、
【数９】 Ｃ[i] ≡Ｒ[i] (＋) Ｍ[i] １≦ｉ≦ｋのとき …(10) 式（１０）により暗号化を行い、Ｃ［ｉ］をデータ番号
７に格納する（ステップＳ１０７）。ここで、 (＋)
は、排他的論理和を表し、Ｃ［ｉ］は、暗号化メッセー
ジのｉビット目を示している。
【００７７】ステップＳ１０５の判定において、ｉ＞ｋ
であれば、暗号化すべき平文のビット位置ｉは、通信メ
ッセージの第２の領域であるので、平文Ｍのｉ−ｋビッ
ト目Ｍ［ｉ−ｋ］を取り出してデータ番号５に格納し、
平文Ｍのｉビット目Ｍ［ｉ］を取り出してデータ番号６
に格納し、
【数１０】 Ｃ[i] ≡Ｍ[i-k] (＋) Ｍ[i] ｋ＜ｉのとき …(11) 式（１１）により暗号化を行い、Ｃ［ｉ］をデータ番号
７に格納する（ステップＳ１０９）。
【００７８】次いで、データ番号７のＣ［ｉ］を送信し
（ステップＳ１１１）、次いで、メッセージが終了した
かどうか（ｉ＝Ｎ）を判定し（ステップＳ１１３）、終
了していなければ（ｉ≠Ｎ）、ｉを１だけ増加させて
（ステップＳ１１５）、ステップＳ１０５に戻る。ｉ＝
Ｎならば終了する。
【００７９】なお、終了判定条件として最終ビット番号
Ｎが与えられるとしたが、マルチメディア情報等の暗号
化されるデータの性質によっては、予め最終ビット番号
が得られず、別途設定される終了フラグ等を参照して終
了しても良い。これは、受信装置５１における復号化や
他の実施の形態においても同様である。
【００８０】次に、受信装置５１の動作をフローチャー
ト及びメモリ割付を示す表を参照して詳細に説明する。
図１０は、受信装置５１の受信復号化処理を説明するフ
ローチャートであり、表２は同処理におけるメモリ上の
データ配置を示す表である。
【００８１】
【表２】 表２に示すように受信復号化処理においては、暗号文
Ｃ、乱数Ｒがそれぞれデータ番号１、２に与えられる。
【００８２】図１０において、まず共有乱数Ｒのビット
長ｋが、データ番号３に格納される（ステップＳ１２
１）。次いで、復号化すべき暗号文のビット位置を示す
カウンタｉを初期設定するために、データ番号４に１を
格納する（ステップＳ１２３）。
【００８３】次いで、ｉがｋ以下がどうかを判定し（ス
テップＳ１２５）、ｉ≦ｋならば、復号化すべき暗号文
のビット位置ｉは、通信メッセージの第１の領域である
ので、乱数Ｒのｉビット目Ｒ［ｉ］を取り出してデータ
番号５に格納し、暗号文Ｃのｉビット目Ｃ［ｉ］を取り
出してデータ番号６に格納し、
【数１１】 Ｍ[i] ≡Ｒ[i] (＋) Ｃ[i] １≦ｉ≦ｋのとき …(12) 式（１２）により復号化を行い、Ｍ［ｉ］をデータ番号
７に格納する（ステップＳ１２７）。
【００８４】ステップＳ１２５の判定において、ｉ＞ｋ
であれば、復号化すべき暗号文のビット位置ｉは、平文
Ｍの第２の領域であるので、平文Ｍのｉ−ｋビット目Ｍ
［ｉ−ｋ］を取り出してデータ番号５に格納し、暗号文
Ｃのｉビット目Ｃ［ｉ］を取り出し、データ番号６に格
納し、
【数１２】 Ｍ[i] ≡Ｍ[i-k] (＋) Ｃ[i] ｋ＜ｉのとき …(13) 式（１３）により復号化を行い、Ｍ［ｉ］をデータ番号
７に格納する（ステップＳ１２９）。
【００８５】次いで、データ番号７のＭ［ｉ］をデータ
番号８の平文Ｍの末尾に連接して格納し（ステップＳ１
３１）、次いで、暗号文が終了したかどうか（ｉ＝Ｎ）
を判定し（ステップＳ１３３）、終了していなければ
（ｉ≠Ｎ）、ｉを１だけ増加させて（ステップＳ１３
５）、ステップＳ１２５に戻る。ｉ＝Ｎならば、終了す
る。
【００８６】また、第２の実施形態として、図１の乱数
共有化部２１は、請求項２に記載のように、公開鍵配送
法により、前記乱数Ｒを共有させるものであってもよ
い。この公開鍵配送法には、例えば、ＤＨ型公開鍵配送
法やその変形を利用することができる。
【００８７】図２は、本発明に係るストリーム暗号によ
る通信システムの第３の実施形態を示すシステム構成図
であり、請求項３記載の発明に対応する。同図におい
て、通信システム１２は、送信装置３２と、受信装置５
２と、通信路７１、７２とを備えて構成されている。
【００８８】送信装置３２は、所定ビット長ｋの乱数Ｒ
を発生させる乱数生成処理部３１１と、乱数Ｒを受信装
置５２の公開鍵ｅにより暗号化した暗号化乱数ｅ（Ｒ）
を通信路７２に送出する乱数暗号化処理部３３１と、平
文Ｍからその先頭ブロックＭ1,k を切り出す先頭ブロッ
ク切り出し処理部１１１と、先頭ブロックＭ1,k を暗号
化する先頭ブロック暗号化処理部１３１と、この先頭ブ
ロックに続くビットＭ［ｉ］（ｋ＜ｉ≦Ｎ）を暗号化す
る後続ブロック暗号化処理部１５１と、先頭ブロック暗
号化処理部１３１により生成された第１の暗号化メッセ
ージ及び後続ブロック暗号化処理部１５１により生成さ
れた第２の暗号化メッセージを連接して１つの暗号文と
して通信路７１へ送出する暗号文連接処理部１７１と、
を備えて構成されている。
【００８９】受信装置５２は、通信路７２を介して受信
された暗号化乱数ｅ（Ｒ）を自らの秘密鍵ｄで復号化し
て乱数Ｒを得る乱数復号化処理部３５１と、通信路７１
を介して受信された暗号文から、第１及び第２の暗号化
メッセージを分離する暗号文分離処理部２７１と、第１
の暗号化メッセージから平文の先頭ブロックを復号化す
る先頭ブロック復号化処理部２３１と、第２の暗号化メ
ッセージから平文の後続ブロックを復号化する後続ブロ
ック復号化処理部２５１と、それぞれ復号化された先頭
ブロック及び後続ブロックを連接して平文Ｍを復元する
ビット連接処理部２１１とを備えて構成されている。
【００９０】本第２の実施の形態と第１の実施の形態と
の主要な相違は、送信装置３２と受信装置５２との間
に、乱数暗号化処理部３３１、通信路７２及び乱数復号
化処理部３５１からなる公開鍵暗号方式の暗号化通信手
段を備えており、平文Ｍのストリーム暗号化通信に先だ
って、共有すべき乱数Ｒが公開鍵暗号方式で伝送される
ことである。
【００９１】この公開鍵暗号の持つ安全性によって、ス
トリーム暗号の秘密鍵である乱数Ｒを配送する際の安全
性が確保される。また、乱数Ｒを伝送するための公開鍵
暗号方式としては、特に限定されないが、例えば、ＲＳ
Ａ型暗号、ラビン型暗号等が利用できる。以下に説明す
る他の実施の形態においても、同様な公開鍵暗号を利用
することができる。また、公開鍵ｅによる暗号化関数を
ｅ（・），秘密鍵ｄによる復号化関数をｄ（・）とす
る。
【００９２】図３は、本発明に係るストリーム暗号によ
る通信システムの第４の実施形態を示すシステム構成図
であり、請求項４記載の発明に対応する。同図におい
て、通信システム１３は、送信装置３３と、受信装置５
３と、通信路７１とを備えて構成されている。
【００９３】送信装置３３は、所定ビット長ｋの乱数Ｒ
を発生させる乱数生成処理部３１１と、乱数Ｒを受信装
置５３の公開鍵ｅにより暗号化した暗号化乱数ｅ（Ｒ）
を生成する乱数暗号化処理部３３１と、平文Ｍからその
先頭ブロックＭ1,k を切り出す先頭ブロック切り出し処
理部１１１と、先頭ブロックＭ1,k を暗号化する先頭ブ
ロック暗号化処理部１３１と、この先頭ブロックに続く
ビットＭ［ｉ］（ｋ＜ｉ≦Ｎ）を暗号化する後続ブロッ
ク暗号化処理部１５１と、暗号化乱数ｅ（Ｒ）及び先頭
ブロック暗号化処理部１３１により生成された第１の暗
号化メッセージ及び後続ブロック暗号化処理部１５１に
より生成された第２の暗号化メッセージを連接して１つ
の暗号文として通信路７１へ送出する暗号文連接処理部
１７２と、を備えて構成されている。
【００９４】受信装置５３は、通信路７１を介して受信
された暗号文から、暗号化乱数ｅ（Ｒ）及び第１、第２
の暗号化メッセージをそれぞれ分離する暗号文分離処理
部２７２と、暗号化乱数ｅ（Ｒ）を自らの秘密鍵ｄで復
号化して乱数Ｒ＝ｄ（ｅ（Ｒ））を得る乱数復号化処理
部３５１と、第１の暗号化メッセージから平文の先頭ブ
ロックを復号化する先頭ブロック復号化処理部２３１
と、第２の暗号化メッセージから平文の後続ブロックを
復号化する後続ブロック復号化処理部２５１と、それぞ
れ復号化された先頭ブロック及び後続ブロックを連接し
て平文Ｍを復元するビット連接処理部２１１とを備えて
構成されている。
【００９５】本実施の形態と第３の実施の形態との主要
な相違は、暗号化乱数ｅ（Ｒ）と平文Ｍをストリーム暗
号化した暗号文Ｃが連接されて、一つの暗号文ｅ（Ｒ）
‖Ｃとして通信路７１を介して送信されることである。
なお、記号「‖」は、その左右に表記されたデータの連
接を示すものとする。
【００９６】本実施の形態においても、共有すべき乱数
Ｒが公開鍵暗号方式で伝送されることにより、公開鍵暗
号の持つ安全性によって、ストリーム暗号の秘密鍵であ
る乱数Ｒを配送する際の安全性が確保される。
【００９７】次に、送信装置３３の動作をフローチャー
ト及びメモリ割付を示す表を参照して詳細に説明する。
図１１は、送信装置３３の暗号化送信処理を説明するフ
ローチャートであり、表３は同処理におけるメモリ上の
データ配置を示す表である。
【００９８】
【表３】 表３に示すように、送信装置３３における暗号化送信処
理においては、初期状態として、受信装置５３の公開鍵
ｎ，ｅ及び平文Ｍがそれぞれデータ番号１、２及び３に
与えられている。
【００９９】図１１において、まず乱数生成処理部３１
１が生成した乱数Ｒがデータ番号４に格納される（ステ
ップＳ１４１）。次いでデータ番号１、２の公開鍵ｎ，
ｅにより乱数Ｒを暗号化して、暗号化乱数ｅ（Ｒ）を生
成してデータ番号６に格納する（ステップＳ１４３）。
次いで、ｅ（Ｒ）を送信装置３３から受信装置５３へ送
る（ステップＳ１４５）。
【０１００】次いで、乱数Ｒのビット長ｋがデータ番号
５に格納される（ステップＳ１４７）。
【０１０１】次いで、暗号化すべき平文Ｍのビット位置
を示すカウンタｉを初期設定するために、データ番号７
に１を格納する（ステップＳ１０３）。次いで、ｉがｋ
以下かどうかを判定し（ステップＳ１０５）、ｉ≦ｋな
らば、暗号化すべき平文のビット位置ｉは、通信メッセ
ージの第１の領域であるので、乱数Ｒのｉビット目Ｒ
［ｉ］を取り出してデータ番号８に格納し、平文Ｍのｉ
ビット目Ｍ［ｉ］を取り出し、データ番号９に格納し、
前記式（１０）により暗号化を行い、Ｃ［ｉ］をデータ
番号１０に格納する（ステップＳ１０７）。ここで、
(＋) は、排他的論理和を表し、Ｃ［ｉ］は、暗号化メ
ッセージのｉビット目を示している。
【０１０２】ステップＳ１０５の判定において、ｉ＞ｋ
であれば、暗号化すべき平文のビット位置ｉは、通信メ
ッセージの第２の領域であるので、平文Ｍのｉ−ｋビッ
ト目Ｍ［ｉ−ｋ］を取り出してデータ番号８に格納し、
平文Ｍのｉビット目Ｍ［ｉ］を取り出してデータ番号９
に格納し、前記式（１１）により暗号化を行い、Ｃ
［ｉ］をデータ番号１０に格納する（ステップＳ１０
９）。
【０１０３】次いで、データ番号１０のＣ［ｉ］を送信
し（ステップＳ１１１）、次いで、メッセージが終了し
たかどうか（ｉ＝Ｎ）を判定し（ステップＳ１１３）、
終了していなければ（ｉ≠Ｎ）、ｉを１だけ増加させて
（ステップＳ１１５）、ステップＳ１０５に戻る。ｉ＝
Ｎならば終了する。
【０１０４】なお、図１１のステップＳ１０３以下の処
理は、メモリ上のデータの割付が異なるだけで、第１の
実施形態を示す図９の対応するステップ番号と同じ処理
内容である。
【０１０５】次に、受信装置５３の動作をフローチャー
ト及びメモリ割付を示す表を参照して詳細に説明する。
図１２は、受信装置５３の受信復号化処理を説明するフ
ローチャートであり、表４は同処理におけるメモリ上の
データ配置を示す表である。
【０１０６】
【表４】 表４に示すように、受信装置５３の受信復号化処理にお
いては、公開鍵ｎ及び秘密鍵ｄがそれぞれデータ番号
１、２に与えられている。
【０１０７】図１２において、まず暗号文ｅ（Ｒ）‖Ｃ
が受信され、データ番号３に格納される（ステップＳ１
６１）。次いで、データ番号３の内容から暗号化乱数ｅ
（Ｒ）が切り出され、残りの暗号文Ｃがデータ番号３に
格納される（ステップＳ１６３）。 次いで、データ番
号１及び２から読み出された受信装置５３自身の公開鍵
ｎと秘密鍵ｄによりｄ（ｅ（Ｒ））を計算することによ
り乱数Ｒが復号化され、得られた乱数Ｒがデータ番号４
に格納される（ステップＳ１６５）。次いで、乱数Ｒの
ビット長ｋがデータ番号５に格納される（ステップＳ１
６７）。
【０１０８】次いで、復号化すべき暗号文のビット位置
を示すカウンタｉを初期設定するために、データ番号６
に１を格納する（ステップＳ１２３）。次いで、ｉがｋ
以下がどうかを判定し（ステップＳ１２５）、ｉ≦ｋな
らば、復号化すべき暗号文のビット位置ｉは、通信メッ
セージの第１の領域であるので、乱数Ｒのｉビット目Ｒ
［ｉ］を取り出してデータ番号７に格納し、暗号文Ｃの
ｉビット目Ｃ［ｉ］を取り出してデータ番号８に格納
し、前記式（１２）により復号化を行い、Ｍ［ｉ］をデ
ータ番号９に格納する（ステップＳ１２７）。
【０１０９】ステップＳ１２５の判定において、ｉ＞ｋ
であれば、復号化すべき暗号文のビット位置ｉは、平文
Ｍの第２の領域であるので、平文Ｍのｉ−ｋビット目Ｍ
［ｉ−ｋ］を取り出してデータ番号７に格納し、暗号文
Ｃのｉビット目Ｃ［ｉ］を取り出し、データ番号８に格
納し、前記式（１３）により復号化を行い、Ｍ［ｉ］を
データ番号９に格納する（ステップＳ１２９）。
【０１１０】次いで、データ番号７のＭ［ｉ］をデータ
番号８の平文Ｍの末尾に連接して格納し（ステップＳ１
３１）、次いで、暗号文が終了したかどうか（ｉ＝Ｎ）
を判定し（ステップＳ１３３）、終了していなければ
（ｉ≠Ｎ）、ｉを１だけ増加させて（ステップＳ１３
５）、ステップＳ１２５に戻る。ｉ＝Ｎならば、終了す
る。
【０１１１】なお、図１２のステップＳ１２３以下の処
理は、メモリ上のデータの割付が異なるだけで、第１の
実施形態を示す図１１の対応するステップ番号と同じ処
理内容である。
【０１１２】図４は、本発明に係るストリーム暗号によ
る通信システムの第５の実施形態を示すシステム構成図
であり、請求項５記載の発明に対応する。同図におい
て、通信システム１４は、送信装置３４と、受信装置５
４と、通信路７１とを備えて構成されている。
【０１１３】送信装置３４は、所定ビット長ｋ×ｍ（ｍ
は２以上の整数）の乱数Ｒを発生させる乱数生成処理部
３１２と、この乱数Ｒをそれぞれ長さｋのｍ個のブロッ
クＲ1,Ｒ2,…,Ｒmに分割する乱数ブロック分割処理部３
２２と、受信装置５４の公開鍵ｅにより各乱数ブロック
を暗号化して暗号化乱数ｅ(Ｒ1),ｅ(Ｒ2),…,ｅ(Ｒm)を
生成する乱数暗号化処理部３３２と、平文Ｍからその先
頭ブロックＭ1,km を切り出す先頭ブロック切り出し処
理部１１１と、先頭ブロックＭ1,km を暗号化する先頭
ブロック暗号化処理部１３１と、この先頭ブロックに続
くビットＭ［ｉ］（ｋｍ＜ｉ≦Ｎ）を暗号化する後続ブ
ロック暗号化処理部１５１と、暗号化乱数ｅ(Ｒ1),ｅ
(Ｒ2),…,ｅ(Ｒm)及び先頭ブロック暗号化処理部１３１
により生成された第１の暗号化メッセージ及び後続ブロ
ック暗号化処理部１５１により生成された第２の暗号化
メッセージを連接して１つの暗号文として通信路７１へ
送出する暗号文連接処理部１７３と、を備えて構成され
ている。
【０１１４】受信装置５４は、通信路７１を介して受信
された暗号文から、暗号化乱数ｅ(Ｒ1),ｅ(Ｒ2),…,ｅ
(Ｒm)及び第１、第２の暗号化メッセージをそれぞれ分
離する暗号文分離処理部２７３と、暗号化乱数ｅ(Ｒ1),
ｅ(Ｒ2),…,ｅ(Ｒm)ｅを自らの秘密鍵ｄで復号化して各
乱数ブロックＲ1,Ｒ2,…,Ｒmを得る乱数復号化処理部３
５２と、各乱数ブロックＲ1,Ｒ2,…,Ｒmを連接して乱数
Ｒを復元する乱数ブロック連接処理部３６２と、第１の
暗号化メッセージから平文の先頭ブロックを復号化する
先頭ブロック復号化処理部２３１と、第２の暗号化メッ
セージから平文の後続ブロックを復号化する後続ブロッ
ク復号化処理部２５１と、それぞれ復号化された先頭ブ
ロック及び後続ブロックを連接して平文Ｍを復元するビ
ット連接処理部２１１とを備えて構成されている。
【０１１５】本第５の実施の形態と図３に示した第４の
実施の形態との相違は、乱数Ｒのビット長がｋのｍ倍に
拡張されていることであり、乱数Ｒを暗号化するため
に、これをｍ個のブロックに分割して、それぞれ暗号化
していることである。これにより暗号文連接処理部１７
３で連接された暗号文は、ｅ(Ｒ1)‖…ｅ(Ｒm)‖Ｃとな
る。
【０１１６】この暗号化に対応して、暗号文分離処理部
２７３は、ｍ個のブロックからなる暗号化乱数をそれぞ
れ分離し、乱数復号化処理部３５２に供給する。乱数復
号化処理部３５２でそれぞれ復号化された分割乱数は、
乱数ブロック連接処理部３６２で連接され、元の乱数Ｒ
が復元される。
【０１１７】本実施の形態においても、共有すべき乱数
Ｒが公開鍵暗号方式で伝送されることにより、公開鍵暗
号の持つ安全性によって、ストリーム暗号の秘密鍵であ
る乱数Ｒを配送する際の安全性が確保される。
【０１１８】次に、送信装置３４の動作をフローチャー
ト及びメモリ割付を示す表を参照して詳細に説明する。
図１３は、送信装置３４の暗号化送信処理を説明するフ
ローチャートであり、表５は同処理におけるメモリ上の
データ配置を示す表である。
【０１１９】
【表５】 表５に示すように、送信装置３４における暗号化送信処
理においては、初期状態として、受信装置５４の公開鍵
ｎ，ｅ及び平文Ｍがそれぞれデータ番号１、２及び３に
与えられている。また、乱数Ｒを分割すべきブロック数
ｍがデータ番号５に与えられている。
【０１２０】図１３において、まず乱数生成処理部３１
２が生成した乱数Ｒがデータ番号６に格納される（ステ
ップＳ１８１）。次いで、乱数Ｒがそれぞれｋビット毎
のｍ個の分割乱数Ｒ1,Ｒ2,…,Ｒmに分割されて、それぞ
れデータ番号７から６＋ｍに格納される（ステップＳ１
８３）。
【０１２１】次いで、データ番号１、２の公開鍵ｎ，ｅ
により各分割乱数Ｒ1,Ｒ2,…,Ｒmを暗号化して、暗号化
乱数ｅ(Ｒ1),ｅ(Ｒ2),…,ｅ(Ｒm)を生成し、データ番号
７＋ｍから６＋２ｍに格納する（ステップＳ１８５）。
次いで、暗号化乱数ｅ(Ｒ1),ｅ(Ｒ2),…,ｅ(Ｒm)を送信
装置３４から受信装置５４へ送る（ステップＳ１８
７）。
【０１２２】次いで、分割乱数Ｒｊのビット長ｋがデー
タ番号４に格納される（ステップＳ１８９）。次いで、
暗号化すべき平文Ｍのビット位置を示すカウンタｉを初
期設定するために、データ番号７＋２ｍに１を格納する
（ステップＳ１９１）。次いで、ｉがｋ×ｍ以下がどう
かを判定し（ステップＳ１９３）、ｉ≦ｋｍならば、暗
号化すべき平文のビット位置ｉは、通信メッセージの第
１の領域であるので、乱数Ｒのｉビット目Ｒ［ｉ］を取
り出してデータ番号８＋２ｍに格納し、平文Ｍのｉビッ
ト目Ｍ［ｉ］を取り出し、データ番号９＋２ｍに格納
し、
【数１３】 Ｃ[i] ≡Ｒ[i] (＋) Ｍ[i] １≦ｉ≦ｋｍのとき …(14) 式（１４）により暗号化を行い、Ｃ［ｉ］をデータ番号
１０＋２ｍに格納する（ステップＳ１９５）。ここで、
(＋) は、排他的論理和を表し、Ｃ［ｉ］は、暗号化メ
ッセージのｉビット目を示している。
【０１２３】ステップＳ１９３の判定において、ｉ＞ｋ
×ｍであれば、暗号化すべき平文のビット位置ｉは、通
信メッセージの第２の領域であるので、平文Ｍのｉ−ｋ
ｍビット目Ｍ［ｉ−ｋｍ］を取り出してデータ番号８＋
２ｍに格納し、平文Ｍのｉビット目Ｍ［ｉ］を取り出し
てデータ番号９＋２ｍに格納し、
【数１４】 Ｃ[i] ≡Ｍ[i-km] (＋) Ｍ[i] ｋｍ＜ｉのとき …(15) 式（１５）により暗号化を行い、Ｃ［ｉ］をデータ番号
１０＋２ｍに格納する（ステップＳ１９７）。
【０１２４】次いで、データ番号１０＋２ｍのＣ［ｉ］
を送信し（ステップＳ１９９）、次いで、メッセージが
終了したかどうか（ｉ＝Ｎ）を判定し（ステップＳ２０
１）、終了していなければ（ｉ≠Ｎ）、ｉを１だけ増加
させて（ステップＳ２０３）、ステップＳ１９３に戻
る。ｉ＝Ｎならば終了する。
【０１２５】次に、受信装置５４の動作をフローチャー
ト及びメモリ割付を示す表を参照して詳細に説明する。
図１２は、受信装置５４の受信復号化処理を説明するフ
ローチャートであり、表６は同処理におけるメモリ上の
データ配置を示す表である。
【０１２６】
【表６】 表６に示すように、受信装置５４の受信復号化処理にお
いては、公開鍵ｎ及び秘密鍵ｄがそれぞれデータ番号
１、２に与えられている。
【０１２７】図１４において、まず暗号文ｅ(Ｒ1)‖…
ｅ(Ｒm)‖Ｃが受信され、データ番号３に格納される
（ステップＳ２２１）。次いで、データ番号３の内容か
ら暗号化乱数ｅ(Ｒ1),ｅ(Ｒ2),…,ｅ(Ｒm)がそれぞれひ
とつづつ切り出され、残りの暗号文がデータ番号３に格
納される（ステップＳ２２３）。
【０１２８】次いで、データ番号１及び２から読み出さ
れた受信装置５４自身の公開鍵ｎと秘密鍵ｄにより暗号
化乱数ｅ(Ｒ1),ｅ(Ｒ2),…,ｅ(Ｒm)が復号化され、得ら
れた分割乱数Ｒ1,Ｒ2,…,Ｒmがデータ番号４から３＋ｍ
に格納される（ステップＳ２２５）。次いで、分割乱数
Ｒ1,Ｒ2,…,Ｒmが順次連接され、元の乱数Ｒが復元され
て、データ番号４＋ｍに格納される（ステップＳ２２
７）。次いで分割乱数Ｒｊのビット長ｋがデータ番号５
＋ｍに格納される（ステップＳ２２９）。
【０１２９】次いで、復号化すべき暗号文のビット位置
を示すカウンタｉを初期設定するために、データ番号７
＋ｍに１を格納する（ステップＳ２３１）。次いで、ｉ
がｋ×ｍ以下がどうかを判定し（ステップＳ２３３）、
ｉ≦ｋ×ｍならば、復号化すべき暗号文のビット位置ｉ
は、通信メッセージの第１の領域であるので、乱数Ｒの
ｉビット目Ｒ［ｉ］を取り出してデータ番号８＋ｍに格
納し、暗号文Ｃのｉビット目Ｃ［ｉ］を取り出してデー
タ番号９＋ｍに格納し、
【数１５】 Ｍ[i] ≡Ｒ[i] (＋) Ｃ[i] １≦ｉ≦ｋｍのとき …(16) 式（１６）により復号化を行い、Ｍ［ｉ］をデータ番号
１０＋ｍに格納する（ステップＳ２３５）。
【０１３０】ステップＳ２３３の判定において、ｉ＞ｋ
×ｍであれば、復号化すべき暗号文のビット位置ｉは、
平文Ｍの第２の領域であるので、平文Ｍのｉ−ｋｍビッ
ト目Ｍ［ｉ−ｋｍ］を取り出してデータ番号８＋ｍに格
納し、暗号文Ｃのｉビット目Ｃ［ｉ］を取り出し、デー
タ番号９＋ｍに格納し、
【数１６】 Ｍ[i] ≡Ｍ[i-km] (＋) Ｃ[i] ｋｍ＜ｉのとき …(17) 式（１７）により復号化を行い、Ｍ［ｉ］をデータ番号
１０＋ｍに格納する（ステップＳ２３７）。
【０１３１】次いで、データ番号１０＋ｍのＭ［ｉ］を
データ番号１１＋ｍの平文Ｍの末尾に連接して格納し
（ステップＳ２３９）、次いで、暗号文が終了したかど
うか（ｉ＝Ｎ）を判定し（ステップＳ２４１）、終了し
ていなければ（ｉ≠Ｎ）、ｉを１だけ増加させて（ステ
ップＳ２４３）、ステップＳ２３３に戻る。ｉ＝Ｎなら
ば、終了する。
【０１３２】図５は、本発明に係るストリーム暗号によ
る通信システムの第６の実施形態を示すシステム構成図
であり、請求項６または７記載の発明に対応する。同図
において、通信システム１５は、送信装置３５と、受信
装置５５と、通信路７１、７２とを備えて構成されてい
る。
【０１３３】送信装置３５は、乱数発生アルゴリズムＨ
及び乱数初期値Ｒ0 を生成する乱数パラメータ生成処理
部３４３と、乱数発生アルゴリズムＨ及び乱数初期値Ｒ
0 に従って乱数Ｒを発生させる乱数生成処理部３１３
と、乱数発生アルゴリズムＨ及び乱数初期値Ｒ0 を受信
装置５５の公開鍵ｅにより暗号化した暗号化パラメータ
ｅ（Ｈ，Ｒ0 ）を通信路７２に送出する乱数パラメータ
暗号化処理部３３３と、平文Ｍからその先頭ブロックＭ
1,k を切り出す先頭ブロック切り出し処理部１１１と、
先頭ブロックＭ1,k を暗号化する先頭ブロック暗号化処
理部１３１と、この先頭ブロックに続くビットＭ［ｉ］
（ｋ＜ｉ≦Ｎ）を暗号化する後続ブロック暗号化処理部
１５１と、先頭ブロック暗号化処理部１３１により生成
された第１の暗号化メッセージ及び後続ブロック暗号化
処理部１５１により生成された第２の暗号化メッセージ
を連接して１つの暗号文として通信路７１へ送出する暗
号文連接処理部１７１と、を備えて構成されている。
【０１３４】なお、先頭ブロック切り出し処理部１１
１、先頭ブロック暗号化処理部１３１、後続ブロック暗
号化処理部１５１、及び暗号文連接処理部１７１は、図
２に示した前記第３の実施の形態と同様であるので、同
じ符号を付与して詳細な説明を省略する。
【０１３５】受信装置５５は、通信路７２を介して受信
された暗号化パラメータｅ（Ｈ，Ｒ0 ）を自らの秘密鍵
ｄで復号化して乱数発生アルゴリズムＨ及び乱数初期値
Ｒ0を得る乱数パラメータ復号化処理部３５３と、復号
化された乱数発生アルゴリズムＨ及び乱数初期値Ｒ0 が
設定されることにより送信装置３５が生成する乱数と等
しい乱数を生成する乱数生成処理部３１３と、通信路７
１を介して受信された暗号文から、第１及び第２の暗号
化メッセージを分離する暗号文分離処理部２７１と、第
１の暗号化メッセージから平文の先頭ブロックを復号化
する先頭ブロック復号化処理部２３１と、第２の暗号化
メッセージから平文の後続ブロックを復号化する後続ブ
ロック復号化処理部２５１と、それぞれ復号化された先
頭ブロック及び後続ブロックを連接して平文Ｍを復元す
るビット連接処理部２１１とを備えて構成されている。
【０１３６】なお、暗号文分離処理部２７１、先頭ブロ
ック復号化処理部２３１、後続ブロック復号化処理部２
５１、及びビット連接処理部２１１は、図２に示した前
記第３の実施の形態と同様であるので、同じ符号を付与
して詳細な説明を省略する。
【０１３７】本第６の実施の形態と、図２に示した前記
第３の実施の形態との主要な相違は、送信装置３５及び
受信装置５５がそれぞれ乱数生成処理部３１３を備えて
いて、送信装置３５から受信装置５５へ、乱数発生アル
ゴリズムＨ及び乱数の初期値Ｒ0 を公開鍵暗号方式によ
り乱数発生アルゴリズムＨ及び乱数初期値Ｒ0 を伝送す
ることにより、双方の乱数生成処理部３１３から互いに
等しい乱数を生成し、乱数を共有するものである。ま
た、乱数発生アルゴリズムＨ及び乱数初期値Ｒ0を伝送
する公開鍵暗号の持つ安全性によって、ストリーム暗号
の秘密鍵である乱数Ｒの安全性が確保される。
【０１３８】図１５は、本第６の実施形態における乱数
共有化の動作を説明するフローチャートである。乱数共
有化以外の動作は図２に示した前記第３の実施の形態と
同様であるので説明を省略する。
【０１３９】まず、送信側では、乱数発生アルゴリズム
Ｈ及び乱数初期値Ｒ0 を乱数パラメータとして生成する
（ステップＳ２６１）。次いで、送信装置３５の乱数生
成処理部３１３に、乱数発生アルゴリズムＨ及び乱数初
期値Ｒ0 を設定する（ステップＳ２６３）。次いで、受
信装置５５の公開鍵ｅにより、乱数発生アルゴリズムＨ
及び乱数初期値Ｒ0 を暗号化して暗号化パラメータｅ
（Ｈ，Ｒ0 ）を生成し（ステップＳ２６５）、通信路７
２を介して受信装置５５へ送信する（ステップＳ２６
７）。次いで、送信装置３５の乱数生成処理部３１３が
設定された乱数発生アルゴリズムＨ及び乱数初期値Ｒ0
に従って乱数Ｒを生成する（ステップＳ２６９）。
【０１４０】次に、受信側では、暗号化パラメータｅ
（Ｈ，Ｒ0 ）を受信し（ステップＳ２７１）、自らの秘
密鍵ｄにより暗号化パラメータｅ（Ｈ，Ｒ0 ）を復号化
して、乱数発生アルゴリズムＨ及び乱数初期値Ｒ0 を得
る（ステップＳ２７３）。次いで、受信装置５５の乱数
生成処理部３１３に、乱数発生アルゴリズムＨ及び乱数
初期値Ｒ0 を設定する（ステップＳ２７５）。次いで、
受信装置３５の乱数生成処理部３１３が設定された乱数
発生アルゴリズムＨ及び乱数初期値Ｒ0 に従って乱数Ｒ
を生成する（ステップＳ２７７）。
【０１４１】こうして送信装置３５と受信装置５５との
間で、乱数発生アルゴリズムＨ及び乱数初期値Ｒ0 を共
有することにより双方で互いに等しい乱数Ｒを発生さ
せ、それぞれストリーム暗号の暗号化鍵及び復号化鍵に
使用することができる。
【０１４２】なお、乱数発生アルゴリズムは、いずれの
アルゴリズムを利用してもよいが、例えば、線形合同法
を利用するならば、そのアルゴリズムは、
【数１７】 Ｘ(n)＝ａ×Ｘ(n-1)＋ｃ （ｍｏｄ ｍ） …（18） 式（１８）に示す漸化式で非負整数列を生成し、２進数
に変換する。
【０１４３】この場合、正整数ａ、ｍ及び非負整数ｃを
乱数発生アルゴリズムＨとして、またＸ(0) を乱数初期
値Ｒ0 として、適当な暗号化により送信装置から受信装
置へ伝送することにより、双方の装置で互いに等しい乱
数を共有することができる。
【０１４４】また、シフトレジスタ系列乱数または最大
周期系列乱数を生成するとすれば、それぞれ０または１
の値をもつｈi（１≦ｉ≦ｐ）を係数として、
【数１８】 Ｒ[n]＝ｈpＲ[n-1]＋ｈp-1Ｒ[n-2]＋…＋ｈ1Ｒ[n-p] （mod 2）…（19） 式（１９）に示す漸化式で乱数のビット列が生成され
る。
【０１４５】この場合は、乱数発生アルゴリズムＨ≡ｈ
1,ｈ2,…ｈp、及びｐビットからなる乱数初期値Ｒ0 ≡
Ｒ[1],Ｒ[2],…,Ｒ[p]を適当な暗号化により送信装置か
ら受信装置へ伝送することにより、双方の装置で互いに
等しい乱数を共有することができる。
【０１４６】図６は、本発明に係るストリーム暗号によ
る通信システムの第７の実施形態を示すシステム構成図
であり、請求項８記載の発明に対応する。同図におい
て、通信システム１６は、送信装置３６と、受信装置５
６と、通信路７１とを備えて構成されている。
【０１４７】送信装置３６は、平文Ｍからその先頭ブロ
ックＭ1,k を切り出す先頭ブロック切り出し処理部１１
１と、先頭ブロックＭ1,k を受信装置５６の公開鍵ｅに
より暗号化する先頭ブロック暗号化処理部１４１と、こ
の先頭ブロックに続くビットＭ［ｉ］（ｋ＜ｉ≦Ｎ）を
暗号化する後続ブロック暗号化処理部１５１と、先頭ブ
ロック暗号化処理部１４１により生成された第１の暗号
化メッセージ及び後続ブロック暗号化処理部１５１によ
り生成された第２の暗号化メッセージを連接して１つの
暗号文として通信路７１へ送出する暗号文連接処理部１
７４と、を備えて構成されている。
【０１４８】受信装置５６は、通信路７１を介して受信
された暗号文から、第１、第２の暗号化メッセージをそ
れぞれ分離する暗号文分離処理部２７４と、第１の暗号
化メッセージｅ（Ｍ1,k ）を自らの秘密鍵ｄで復号化し
て平文の先頭ブロックＭ1,kを得る先頭ブロック復号化
処理部２４１と、第２の暗号化メッセージから平文の後
続ブロックを復号化する後続ブロック復号化処理部２５
１と、それぞれ復号化された先頭ブロック及び後続ブロ
ックを連接して平文Ｍを復元するビット連接処理部２１
１とを備えて構成されている。
【０１４９】本実施の形態と図３に示した第４の実施の
形態との主要な相違は、所定ビット長の乱数Ｒの代わり
に、平文の先頭ブロックＭ1,k をパッドとして用いると
ともに、平文の先頭ブロックＭ1,k を受信装置の公開鍵
により暗号化して送信することである。
【０１５０】本実施の形態においては、通信メッセージ
の第１の領域である平文の先頭ブロックＭ1,k を第２の
領域のパッドとするとともに、先頭ブロックＭ1,k が公
開鍵暗号方式で伝送されることにより、公開鍵暗号の持
つ安全性によって、ストリーム暗号の秘密鍵であるパッ
ドを配送する際の安全性が確保される。
【０１５１】次に、送信装置３６の動作をフローチャー
ト及びメモリ割付を示す表を参照して詳細に説明する。
図１６は、送信装置３６の暗号化送信処理を説明するフ
ローチャートであり、表７は同処理におけるメモリ上の
データ配置を示す表である。
【０１５２】
【表７】 表７に示すように、送信装置３６における暗号化送信処
理においては、初期状態として、受信装置５６の公開鍵
ｎ，ｅ及び平文Ｍがそれぞれデータ番号１、２及び３に
与えられている。
【０１５３】図１６において、まずデータ番号３に格納
された平文Ｍから、通信メッセージの第１の領域である
先頭のｋビットからなるメッセージブロックＭ1,k が切
り出され、データ番号４に格納される（ステップＳ３０
１）。次いで、メッセージブロックＭ1,k のビット長ｋ
がデータ番号５に格納される（ステップＳ３０３）。
【０１５４】次いでデータ番号１、２の公開鍵ｎ，ｅに
よりメッセージブロックＭ1,k を暗号化して、ｅ（Ｍ1,
k ）を生成してデータ番号６に格納する（ステップＳ３
０５）。次いで、ｅ（Ｍ1,k ）を送信する（ステップＳ
３０７）。次いで、暗号化すべき平文Ｍのビット位置を
示すカウンタｉを初期設定するために、データ番号７に
ｋ＋１を格納する（ステップＳ３０９）。平文Ｍのビッ
ト位置ｉがｉ＞ｋの範囲は全て平文Ｍの第２の領域であ
る。次いで、平文Ｍのｉ−ｋビット目Ｍ［ｉ−ｋ］を取
り出してデータ番号８に格納し、平文Ｍのｉビット目Ｍ
［ｉ］を取り出してデータ番号９に格納し、前記式（１
１）により暗号化を行い、Ｃ［ｉ］をデータ番号１０に
格納する（ステップＳ３１１）。
【０１５５】次いで、データ番号１０のＣ［ｉ］を送信
し（ステップＳ３１３）、次いで、メッセージが終了し
たかどうか（ｉ＝Ｎ）を判定し（ステップＳ３１５）、
終了していなければ（ｉ≠Ｎ）、ｉを１だけ増加させて
（ステップＳ３１７）、ステップＳ３１１に戻る。ｉ＝
Ｎならば終了する。
【０１５６】次に、受信装置５６の動作をフローチャー
ト及びメモリ割付を示す表を参照して詳細に説明する。
図１７は、受信装置５６の受信復号化処理を説明するフ
ローチャートであり、表８は同処理におけるメモリ上の
データ配置を示す表である。
【０１５７】
【表８】 表８に示すように、受信装置５６の受信復号化処理にお
いては、公開鍵ｎ及び秘密鍵ｄがそれぞれデータ番号
１、２に与えられている。
【０１５８】図１７において、まず暗号文ｅ（Ｍ1,k ）
‖Ｃが受信され、データ番号３に格納される（ステップ
Ｓ３２１）。次いで、データ番号３の内容から暗号文ｅ
（Ｍ1,k ）が切り出され、残りの暗号文Ｃがデータ番号
３に格納される（ステップＳ３２３）。
【０１５９】次いで、データ番号１及び２から読み出さ
れた受信装置５６自身の公開鍵ｎと秘密鍵ｄにより暗号
文ｅ（Ｍ1,k ）が復号化され、得られたメッセージ（平
文）の先頭ブロックＭ1,k がデータ番号４に格納される
（ステップＳ３２５）。次いで、先頭ブロックＭ1,k の
ビット長ｋがデータ番号５に格納される（ステップＳ３
２７）。
【０１６０】次いで、復号化すべき暗号文Ｃのビット位
置を示すカウンタｉを初期設定するために、データ番号
６にｋ＋１を格納する（ステップＳ３２９）。なお本実
施の形態においては、復号化すべき暗号文Ｃのビット位
置ｉは、全て平文Ｍの第２の領域である。
【０１６１】次いで、平文Ｍのｉ−ｋビット目Ｍ［ｉ−
ｋ］を取り出してデータ番号７に格納し、暗号文Ｃのｉ
ビット目Ｃ［ｉ］を取り出し、データ番号８に格納し、
前記式（１３）により復号化を行い、Ｍ［ｉ］をデータ
番号９に格納する（ステップＳ３３１）。
【０１６２】次いで、データ番号７のＭ［ｉ］をデータ
番号８の平文Ｍの末尾に連接して格納し（ステップＳ３
３３）、次いで、暗号文が終了したかどうか（ｉ＝Ｎか
否か）を判定し（ステップＳ３３５）、終了していなけ
れば（ｉ≠Ｎ）、ｉを１だけ増加させて（ステップＳ３
３７）、ステップＳ３３１に戻る。ｉ＝Ｎならば、終了
する。
【０１６３】図７は、本発明に係るストリーム暗号によ
る通信システムの第８の実施形態を示すシステム構成図
であり、請求項９記載の発明に対応する。同図におい
て、通信システム１７は、送信装置３７と、受信装置５
７と、通信路７１とを備えて構成されている。
【０１６４】送信装置３７は、平文Ｍの先頭からｋビッ
ト毎にｍ（ｍは２以上の整数）個のブロックＭ1 、Ｍ2
、…、Ｍmを切り出す前部ブロック切り出し処理部１１
２と、前部ブロックＭ1 、Ｍ2 、…、Ｍm を受信装置５
７の公開鍵ｅによりそれぞれ暗号化する前部ブロック暗
号化処理部１４２と、この前部ブロックに続くビットＭ
［ｉ］（ｋｍ＜ｉ≦Ｎ）を暗号化する後続ブロック暗号
化処理部１５２と、前部ブロック暗号化処理部１４２に
より生成された第１の暗号化メッセージｅ(Ｍ1) 、ｅ
(Ｍ2) 、…、ｅ(Ｍm) 及び後続ブロック暗号化処理部１
５２により生成された第２の暗号化メッセージＣとを連
接して１つの暗号文ｅ(Ｍ1)‖ｅ(Ｍ2)‖…‖ｅ(Ｍm)‖
Ｃとして通信路７１へ送出する暗号文連接処理部１７５
と、を備えて構成されている。
【０１６５】受信装置５７は、通信路７１を介して受信
された暗号文から、第１、第２の暗号化メッセージをそ
れぞれ分離する暗号文分離処理部２７５と、第１の暗号
化メッセージｅ(Ｍ1) 、ｅ(Ｍ2) 、…、ｅ(Ｍm)を自ら
の秘密鍵ｄで復号化して平文のｍ個の前部ブロックＭ1
、Ｍ2 、…、Ｍm を得る前部ブロック復号化処理部２
４２と、第２の暗号化メッセージから平文の後続ブロッ
クを復号化する後続ブロック復号化処理部２５２と、そ
れぞれ復号化された前部ブロック及び後続ブロックを連
接して平文Ｍを復元するビット連接処理部２１２とを備
えて構成されている。
【０１６６】本実施の形態と図６に示した第７の実施の
形態との主要な相違は、第７の実施形態が平文の先頭ブ
ロックＭ1,k をパッドとして用いるとともに、平文の先
頭ブロックＭ1,k を受信装置の公開鍵により暗号化して
送信しているのに対し、本実施の形態では、平文Ｍの前
部を構成するそれぞれｋビットからなるｍ個のブロック
をパッドとして用いるとともに、ｍ回の公開鍵暗号化に
よりｍ個のブロックを暗号化して送信することである。
【０１６７】これにより１回に公開鍵暗号化可能なｋビ
ットを超える十分に長い前部ブロックをパッドとするこ
とができ、後続ブロックのストリーム暗号化の強度をさ
らに高めることができる。
【０１６８】本実施の形態においても、通信メッセージ
の第１の領域である平文の前部ブロックＭ1 、Ｍ2 、
…、Ｍm を第２の領域のパッドとするとともに、前部ブ
ロックＭ1 、Ｍ2 、…、Ｍm が公開鍵暗号方式で伝送さ
れることにより、公開鍵暗号の持つ安全性によって、ス
トリーム暗号の秘密鍵であるパッドを配送する際の安全
性が確保される。
【０１６９】次に、送信装置３７の動作をフローチャー
ト及びメモリ割付を示す表を参照して詳細に説明する。
図１８は、送信装置３７の暗号化送信処理を説明するフ
ローチャートであり、表９は同処理におけるメモリ上の
データ配置を示す表である。
【０１７０】
【表９】 表９に示すように、送信装置３７における暗号化送信処
理においては、初期状態として、受信装置５７の公開鍵
ｎ，ｅ及び平文Ｍがそれぞれデータ番号１、２及び３に
与えられている。また公開鍵暗号化ブロックのビット長
ｋ及び公開鍵暗号化される平文Ｍの前部ブロック数ｍが
それぞれデータ番号４、５に与えられる。
【０１７１】図１８において、まず平文Ｍから切り出す
メッセージブロックを計数するカウンタｊを１に初期設
定する（ステップＳ３４１）。次いで、データ番号４よ
り公開鍵暗号化ブロックのビット長ｋを読出し作業変数
に設定する（ステップＳ３４３）。
【０１７２】次いで、データ番号３の平文Ｍの先頭から
ｋビットのブロックＭj を切り出し、データ番号５＋ｊ
に格納する（ステップＳ３４５）。次いで、データ番号
５＋ｊの平文ブロックＭj を受信装置５７の公開鍵ｅに
より暗号化し、得られたｅ（Ｍj ）をデータ番号５＋ｍ
＋ｊに格納する（ステップＳ３４７）。
【０１７３】次いで、ｅ（Ｍj ）を送信し（ステップＳ
３４９）、公開鍵暗号化するブロック数が終了したか否
かを判定するためｊとｍとを比較する（ステップＳ３５
１）。
【０１７４】ステップＳ３５１の比較において、ｊ≠ｍ
であればｊに１を加えて（ステップＳ３５３）、ステッ
プＳ３４５に戻る。ｊ＝ｍであれば、暗号化すべき平文
Ｍのビット位置を示すカウンタｉを初期設定するため
に、データ番号６＋２ｍにｋｍ＋１を格納する（ステッ
プＳ３５５）。平文Ｍのビット位置ｉがｉ＞ｋ×ｍの範
囲は全て平文Ｍの第２の領域である。
【０１７５】次いで、平文Ｍのｉ−ｋｍビット目Ｍ［ｉ
−ｋｍ］を取り出してデータ番号７＋２ｍに格納し、平
文Ｍのｉビット目Ｍ［ｉ］を取り出してデータ番号８＋
２ｍに格納し、前記式（１５）により暗号化を行い、Ｃ
［ｉ］をデータ番号９＋２ｍに格納する（ステップＳ３
５７）。
【０１７６】次いで、データ番号９＋２ｍのＣ［ｉ］を
送信し（ステップＳ３５９）、次いで、メッセージが終
了したかどうか（ｉ＝Ｎ）を判定し（ステップＳ３６
１）、終了していなければ（ｉ≠Ｎ）、ｉを１だけ増加
させて（ステップＳ３６３）、ステップＳ３５７に戻
る。ｉ＝Ｎならば終了する。
【０１７７】次に、受信装置５７の動作をフローチャー
ト及びメモリ割付を示す表を参照して詳細に説明する。
図１９は、受信装置５７の受信復号化処理を説明するフ
ローチャートであり、表１０は同処理におけるメモリ上
のデータ配置を示す表である。
【０１７８】
【表１０】 表１０に示すように、受信装置５７の受信復号化処理に
おいては、公開鍵ｎ及び秘密鍵ｄがそれぞれデータ番号
１、２に与えられている。また、公開鍵暗号化ブロック
のビット長ｋ及び公開鍵暗号化により通信される平文Ｍ
の前部ブロック数ｍがそれぞれデータ番号４、５に与え
られる。
【０１７９】図１９において、まず暗号文ｅ(Ｍ1)‖ｅ
(Ｍ2)‖…‖ｅ(Ｍm)‖Ｃが受信され、データ番号３に格
納される（ステップＳ３７１）。次いで、暗号文から切
り出すメッセージブロックを計数するカウンタｊを１に
初期設定する（ステップＳ３７３）。次いで、データ番
号４より公開鍵暗号化ブロックのビット長ｋを読出して
作業変数に設定する（ステップＳ３７５）。
【０１８０】次いで、データ番号３の暗号文の先頭から
ｋビットのブロックｅ(Ｍj )を切り出し、残りの暗号文
をデータ番号３に格納する（ステップＳ３７７）。次い
で、データ番号１及び２から読み出された受信装置５６
自身の公開鍵ｎと秘密鍵ｄにより暗号文ｅ（Ｍj )が復
号化され、得られた平文のブロックＭj がデータ番号５
＋ｊに格納される（ステップＳ３７９）。
【０１８１】次いで、公開鍵暗号化されたブロック数が
終了したか否かを判定するためｊとｍとを比較する（ス
テップＳ３８１）。ステップＳ３８１の比較において、
ｊ≠ｍであればｊに１を加えて（ステップＳ３８３）、
ステップＳ３７７に戻る。ｊ＝ｍであれば、復号化すべ
き暗号文Ｃのビット位置を示すカウンタｉを初期設定す
るために、データ番号６＋ｍにｋｍ＋１を格納する（ス
テップＳ３２９）。なお本実施の形態においては、復号
化すべき暗号文Ｃのビット位置ｉは、全て平文Ｍの第２
の領域である。
【０１８２】次いで、平文Ｍのｉ−ｋｍビット目Ｍ［ｉ
−ｋｍ］を取り出してデータ番号７＋ｍに格納し、暗号
文Ｃのｉビット目Ｃ［ｉ］を取り出し、データ番号８＋
ｍに格納し、前記式（１７）により復号化を行い、Ｍ
［ｉ］をデータ番号９＋ｍに格納する（ステップＳ３８
７）。
【０１８３】次いで、データ番号９＋ｍのＭ［ｉ］をデ
ータ番号１０＋ｍの平文Ｍの末尾に連接して格納し（ス
テップＳ３８９）、次いで、暗号文が終了したかどうか
（ｉ＝Ｎ）を判定し（ステップＳ３９１）、終了してい
なければ（ｉ≠Ｎ）、ｉを１だけ増加させて（ステップ
Ｓ３９３）、ステップＳ３８７に戻る。ｉ＝Ｎならば、
終了する。
【０１８４】図８は、本発明に係るストリーム暗号によ
る通信システムの第９の実施形態を示すシステム構成図
であり、転置を含む暗号化の代表として請求項１５記載
の発明に対応する。同図において、通信システム１８
は、送信装置３８と、受信装置５８と、通信路７１とを
備えて構成されている。
【０１８５】送信装置３８は、所定ビット長ｋの乱数Ｒ
を発生させる乱数生成処理部３１１と、乱数Ｒを受信装
置５８の公開鍵ｅにより暗号化した暗号化乱数ｅ（Ｒ）
を生成する乱数暗号化処理部３３１と、前記乱数の所定
ビット長ｋに等しいビット長のブロックに対する転置Ｔ
を生成する転置情報生成処理部４１１と、この転置Ｔを
受信装置５８の公開鍵ｅにより暗号化した暗号化転置ｅ
（Ｔ）を生成する転置情報暗号化処理部４２１と、平文
Ｍからその先頭ブロックＭ1,k を切り出す先頭ブロック
切り出し処理部１１１と、先頭ブロックＭ1,k を乱数Ｒ
及び転置Ｔを利用して暗号化する先頭ブロック暗号化処
理部１３３と、この先頭ブロックに続くビットＭ［ｉ］
（ｋ＜ｉ≦Ｎ）を先頭ブロックＭ1,k 及び転置Ｔを利用
して暗号化する後続ブロック暗号化処理部１５３と、暗
号化乱数ｅ（Ｒ）及び暗号化転置ｅ（Ｔ）及び先頭ブロ
ック暗号化処理部１３３により生成された第１の暗号化
メッセージ及び後続ブロック暗号化処理部１５３により
生成された第２の暗号化メッセージを連接して１つの暗
号文ｅ（Ｒ）‖ｅ（Ｔ）‖Ｃとして通信路７１へ送出す
る暗号文連接処理部１７６と、を備えて構成されてい
る。
【０１８６】受信装置５８は、通信路７１を介して受信
された暗号文から、暗号化乱数ｅ（Ｒ）及び暗号化転置
ｅ（Ｔ）及び第１、第２の暗号化メッセージをそれぞれ
分離する暗号文分離処理部２７６と、暗号化乱数ｅ
（Ｒ）を自らの秘密鍵ｄで復号化して乱数Ｒを得る乱数
復号化処理部３５１と、暗号化転置ｅ（Ｔ）を自らの秘
密鍵ｄで復号化して転置Ｔを得る転置情報復号化処理部
４３１と、転置Ｔからその逆写像Ｔ-1を生成する逆写像
生成処理部４４１と、第１の暗号化メッセージから平文
の先頭ブロックを復号化する先頭ブロック復号化処理部
２３３と、第２の暗号化メッセージから平文の後続ブロ
ックを復号化する後続ブロック復号化処理部２５３と、
それぞれ復号化された先頭ブロック及び後続ブロックを
連接して平文Ｍを復元するビット連接処理部２１１とを
備えて構成されている。
【０１８７】本実施の形態で用いるｋビット長のブロッ
クの転置Ｔは、巡回置換の積で表示することができる。
例えば、ｋ＝５とするとき、５ビットの転置Ｔ＝｛１→
３，２→４，３→５，４→２，５→１｝は、Ｔ＝（１，
３，５）（２，４）と表示することができる。
【０１８８】本実施の形態と図３に示した第４の実施の
形態との主要な相違は、平文Ｍのビットが転置Ｔにより
転置されたのちストリーム暗号化されることと、この転
置情報を公開鍵暗号化して暗号化転置ｅ（Ｔ）が送信装
置から受信装置へ送られ、転置情報を復号化した受信装
置は、復号化されたストリーム暗号に対して転置Ｔの逆
写像であるＴ-1を施して平文Ｍを復元することである。
【０１８９】本実施の形態においては、暗号化の過程に
転置を加えることにより、さらに解読を困難とし、安全
性を高めることができる。また共有すべき乱数Ｒ及び転
置Ｔが公開鍵暗号方式で伝送されることにより、公開鍵
暗号の持つ安全性によって、秘密鍵である乱数Ｒ及び転
置Ｔを配送する際の安全性が確保される。
【０１９０】次に、送信装置３８の動作をフローチャー
ト及びメモリ割付を示す表を参照して詳細に説明する。
図２０は、送信装置３８の暗号化送信処理を説明するフ
ローチャートであり、表１１は同処理におけるメモリ上
のデータ配置を示す表である。
【０１９１】
【表１１】 表１１に示すように、送信装置３８における暗号化送信
処理においては、初期状態として、受信装置５８の公開
鍵ｎ，ｅ及び平文Ｍがそれぞれデータ番号１、２及び３
に与えられている。
【０１９２】図２０において、まず乱数生成処理部３１
１が乱数Ｒを生成し、この乱数Ｒをデータ番号４に格納
する（ステップＳ４０１）。次いでデータ番号１、２の
公開鍵ｎ，ｅにより乱数Ｒを暗号化し、暗号化乱数ｅ
（Ｒ）をデータ番号６に格納するとともに、ｅ（Ｒ）を
送信装置３８から受信装置５８へ送信する（ステップＳ
４０３）。
【０１９３】次いで、乱数Ｒのビット長ｋをデータ番号
５に格納する（ステップＳ４０５）。
【０１９４】次いで、転置情報生成処理部４１１が転置
Ｔを生成し、この転置Ｔをデータ番号７に格納する（ス
テップＳ４０７）。次いでデータ番号１、２の公開鍵
ｎ，ｅにより転置Ｔを暗号化し、暗号化転置ｅ（Ｔ）を
データ番号８に格納するとともに、ｅ（Ｔ）を送信装置
３８から受信装置５８へ送信する（ステップＳ４０
９）。
【０１９５】次いで、暗号化すべき平文Ｍのビット位置
を示すカウンタｉを初期設定するために、データ番号９
に１を格納する（ステップＳ４１１）。次いで、ｉがｋ
以下かどうかを判定し（ステップＳ４１３）、ｉ≦ｋな
らば、暗号化すべき平文のビット位置ｉは、通信メッセ
ージの第１の領域であるので、乱数Ｒのｉビット目Ｒ
［ｉ］を取り出してデータ番号１０に格納し、平文Ｍの
ｉビット目Ｍ［ｉ］を取り出し、データ番号１１に格納
し、
【数１９】 Ｃ[i]≡Ｒ[i](＋)Ｔ＊Ｍ[i] …（20） 式（２０）により暗号化を行い、Ｃ［ｉ］をデータ番号
１２に格納する（ステップＳ４１５）。ここで、 Ｔ＊
Ｍ[i]は平文Ｍのｉビット目Ｍ[i]に転置Ｔを施す処理を
表し、(＋) は排他的論理和を表し、Ｃ［ｉ］は暗号化
メッセージのｉビット目を表している。
【０１９６】ステップＳ４１３の判定において、ｉ＞ｋ
であれば、暗号化すべき平文のビット位置ｉは、通信メ
ッセージの第２の領域であるので、平文Ｍのｉ−ｋビッ
ト目Ｍ［ｉ−ｋ］を取り出してデータ番号１０に格納
し、平文Ｍのｉビット目Ｍ［ｉ］を取り出してデータ番
号１１に格納し、
【数２０】 Ｃ[i]≡Ｍ[i-k](＋)Ｔ＊Ｍ[i] …（21） 式（２１）により暗号化を行い、Ｃ［ｉ］をデータ番号
１２に格納する（ステップＳ４１７）。
【０１９７】次いで、データ番号１２のＣ［ｉ］を送信
し（ステップＳ４１９）、次いで、メッセージが終了し
たかどうか（ｉ＝Ｎ）を判定し（ステップＳ４２１）、
終了していなければ（ｉ≠Ｎ）、ｉを１だけ増加させて
（ステップＳ４２３）、ステップＳ４１３に戻る。ｉ＝
Ｎならば終了する。
【０１９８】次に、受信装置５８の動作をフローチャー
ト及びメモリ割付を示す表を参照して詳細に説明する。
図２１は、受信装置５８の受信復号化処理を説明するフ
ローチャートであり、表１２は同処理におけるメモリ上
のデータ配置を示す表である。
【０１９９】
【表１２】 表１２に示すように、受信装置５８の受信復号化処理に
おいては、公開鍵ｎ及び秘密鍵ｄがそれぞれデータ番号
１、２に与えられている。
【０２００】図２１において、まず暗号文ｅ（Ｒ）‖ｅ
（Ｔ）‖Ｃが受信され、データ番号３に格納される（ス
テップＳ４３１）。次いで、データ番号３の内容から暗
号化乱数ｅ（Ｒ）が切り出され、残りの暗号文がデータ
番号３に格納されるとともに、データ番号１及び２から
読み出された受信装置５８自身の公開鍵ｎと秘密鍵ｄに
より暗号化乱数ｅ（Ｒ）が復号化され、得られた乱数Ｒ
がデータ番号４に格納される（ステップＳ４３３）。次
いで、乱数Ｒのビット長ｋがデータ番号５に格納される
（ステップＳ４３５）。
【０２０１】次いで、データ番号３の内容から暗号化転
置ｅ（Ｔ）が切り出され、残りの暗号文がデータ番号３
に格納されるとともに、データ番号１及び２から読み出
された受信装置５８自身の公開鍵ｎと秘密鍵ｄにより暗
号化転置ｅ（Ｔ）が復号化され、得られた転置Ｔがデー
タ番号６に格納される（ステップＳ４３７）。次いで、
逆写像生成処理部４４１により転置Ｔの逆写像Ｔ-1が生
成される（ステップＳ４３９）。
【０２０２】次いで、復号化すべき暗号文Ｃのｋビット
毎のブロック番号を計数するカウンタｊと、暗号文Ｃの
ビット位置を示すカウンタｉを初期設定するために、デ
ータ番号７及び８にそれぞれ１を格納する（ステップＳ
４４１）。次いで、ｉがｋ以下かどうかを判定し（ステ
ップＳ４４３）、ｉ≦ｋならば、復号化すべき暗号文の
ビット位置ｉは、通信メッセージの第１の領域であるの
で、乱数Ｒのｉビット目Ｒ［ｉ］を取り出してデータ番
号９に格納し、暗号文Ｃのｉビット目Ｃ［ｉ］を取り出
してデータ番号１０に格納し、
【数２１】 Ｔ＊Ｍ[i]≡Ｒ[i](＋)Ｃ[i] …（22） 式（２２）により復号化を行い、Ｔ＊Ｍ［ｉ］をデータ
番号１１に格納する（ステップＳ４４５）。
【０２０３】ステップＳ４４３の判定において、ｉ＞ｋ
となれば、最初のｋビットのブロックの復号化が終わっ
たので、このブロックに転置Ｔの逆写像Ｔ-1を行う（Ｍ
j ≡Ｔ-1＊Ｔ＊Ｍj ）ことにより、Ｍj を復元し、デー
タ番号１３に格納するとともに、データ番号１４の平文
Ｍの末尾に連接して格納する（ステップＳ４４７）。
【０２０４】次いで、暗号文が終了したかどうかを判定
し、終了していなければ、ブロック番号ｊを１だけ増加
させて（ステップＳ４５３）、平文Ｍのｉ−ｋビット目
Ｍ［ｉ−ｋ］を取り出してデータ番号９に格納し、暗号
文Ｃのｉビット目Ｃ［ｉ］を取り出し、データ番号１０
に格納し、
【数２２】 Ｔ＊Ｍ[i]≡Ｍ[i-k](＋)Ｃ[i] …（23） 式（１３）により復号化を行い、Ｔ＊Ｍ［ｉ］をデータ
番号１１に格納する（ステップＳ４５５）。次いで、ｉ
がｋの倍数か否かを判定し（ステップＳ４５７）、倍数
でなければ、ビットカウンタｉを１だけ増加して（ステ
ップＳ４５９）、ステップＳ４５５へ戻る。ｉがｋの倍
数であれば、ステップＳ４４７へ戻り、ｋビットのブロ
ック毎の転置Ｔ-1を行う。なお、ステップＳ４４７の転
置Ｔ-1処理が最後のブロックに対して行われると、その
次の暗号文終了判定（ステップＳ４５１）で終了と判定
され、受信復号化処理を終了する。
【０２０５】また、本実施の形態の変形例として、図６
に記載したメッセージの先頭ブロックを公開鍵暗号化し
て送信するとともに、この先頭ブロックを後続ブロック
のパッドとして利用する第７の実施の形態に転置を加え
ることができる。
【０２０６】この場合転置メッセージＴ＊Ｍの先頭のｋ
ビット長をＴ＊Ｍ1,kとし、Ｔ＊Ｍ1,kを受信装置の公開
鍵ｅで暗号化し、その結果をｅ（Ｔ＊Ｍ1,k）とする。
また、ｉ＞ｋに対しては、Ｃ[i] ≡Ｍ[i-k](＋) Ｔ＊Ｍ
[i] で暗号化する。送信装置は、連接された暗号文ｅ
（Ｔ）‖ｅ（Ｔ＊Ｍ1,k）‖Ｃ[k+1]…Ｃ[n]を受信装置
へ送る。
【０２０７】受信装置は、まずｅ（Ｔ）の部分から転置
Ｔを復元する。次に、ｅ（Ｔ＊Ｍ1,k）の部分を、自ら
の秘密鍵で復号化し、Ｔ＊Ｍ1,kを得る。さらに、この
結果に転置Ｔの逆写像Ｔ-1を行ない、平文Ｍ1,kを復元
する。次いで、ｉ＜ｋに対しては、Ｔ＊Ｍ[i] ≡Ｍ[i-
k](＋) Ｃ[i] の演算を行なうことにより転置メッセー
ジＴ＊Ｍ[i] を得、さらに転置Ｔの逆写像Ｔ-1を行な
い、メッセージＭを復元する。
【０２０８】図２２は、乱数共有化部を除いた送信装置
（ａ）および受信装置（ｂ）の構成例を示す第１０実施
形態を示す回路図であり、請求項２０及び請求項２７に
対応する。
【０２０９】図２２（ａ）において、送信装置３９は、
ｋビットシフトレジスタ３０１と、排他的論理和回路３
０３と、ビット送信回路３０５とを備えて構成されてい
る。ｋビットシフトレジスタ３０１のシフトイン入力に
はビット直列に供給される平文Ｍ［ｉ］の信号が接続さ
れ、シフトアウト出力には、排他的論理和回路３０３の
一方の入力が接続されている。排他的論理和回路３０３
の他方の入力には、平文Ｍ［ｉ］の信号が接続されてい
る。排他的論理和回路３０３の出力は、ビット送信回路
３０５を経て、通信路７１へ接続されている。
【０２１０】次に、この送信装置３９の動作を説明す
る。まず最初に、ｋビットシフトレジスタ３０１には、
例えばｋビットのパラレルロードパスからｋビットの乱
数Ｒが設定される。次いで、図示されないシフトクロッ
クｉに同期して平文Ｍのビット列Ｍ［ｉ］が入力し始め
ると、シフトアウトからは、乱数Ｒのビット列Ｒ［ｉ］
が出力される。これにより、排他的論理和回路３０３の
一方の入力には、Ｒ［ｉ］が供給され、排他的論理和回
路３０３の他方の入力には、平文Ｍ［ｉ］が供給される
ので、その出力は、第１の暗号化メッセージＣ［ｉ］＝
Ｒ［ｉ］（＋）Ｍ［ｉ］となる。 ここで、（＋）は排
他的論理和演算を示す。この状態は、初期設定された乱
数Ｒのｋビット全てがシフトアウトするまで、即ち１≦
ｉ≦ｋの間継続する。
【０２１１】次いで、ｉ＝ｋ＋１以降のシフトクロック
においては、シフトアウトデータは、シフトインデータ
のｋビットタイム遅延したデータであるＭ［ｉ−ｋ］と
なるので、排他的論理和回路３０３の一方の入力には、
Ｍ［ｉ−ｋ］が供給され、他方の入力にはＭ［ｉ］が供
給されるので、その出力は、第２の暗号化メッセージＣ
［ｉ］＝Ｍ［ｉ−ｋ］（＋）Ｍ［ｉ］となる。
【０２１２】この送信装置３９によれば、ｋビットの乱
数Ｒが初期設定されるｋビットシフトレジスタ３０１を
用いることにより、シフトアウトデータは、Ｒ［ｉ］‖
Ｍ［ｉ−ｋ］となるので、通信メッセージの第１の領域
と同第２の領域に対する処理が自動的に切り替わる。こ
のため、特に第１の領域である先頭ブロックを切り出す
ことや、第１及び第２の暗号文を連接する必要がなく、
簡単な回路構成で処理速度の高い暗号化装置を実現でき
る。
【０２１３】図２２（ｂ）において、受信装置５９は、
ｋビットシフトレジスタ３０１と、排他的論理和回路３
０３と、ビット受信回路３０７とを備えて構成されてい
る。
【０２１４】送信装置から送信された暗号文のビット列
Ｃ［ｉ］は、通信路７１及びビット受信回路３０７を介
してｋビットシフトレジスタ３０１のシフトイン入力に
接続されている。シフトアウト出力には、排他的論理和
回路３０３の一方の入力が接続され、３０３の他方の入
力には、暗号文Ｃ［ｉ］の信号が接続されている。排他
的論理和回路３０３の出力は、平文のビット列Ｍ［ｉ］
を出力する。
【０２１５】次に、この受信装置５９の動作を説明す
る。まず最初に、ｋビットシフトレジスタ３０１には、
例えばｋビットのパラレルロードパスからｋビットの乱
数Ｒが設定される。次いで、図示されないシフトクロッ
クｉに同期して暗号文Ｃのビット列Ｃ［ｉ］が入力し始
めると、シフトアウトからは、乱数Ｒのビット列Ｒ
［ｉ］が出力される。これにより、排他的論理和回路３
０３の一方の入力には、Ｒ［ｉ］が供給され、排他的論
理和回路３０３の他方の入力には、暗号文Ｃ［ｉ］が供
給されるので、その出力は、第１の暗号化メッセージを
復号化した第１の領域の通信メッセージＭ［ｉ］＝Ｒ
［ｉ］（＋）Ｃ［ｉ］となる。
【０２１６】ここで、（＋）は排他的論理和演算を示
す。この状態は、初期設定された乱数Ｒのｋビット全て
がシフトアウトするまで、即ち１≦ｉ≦ｋの間継続す
る。
【０２１７】次いで、ｉ＝ｋ＋１以降のシフトクロック
においては、シフトアウトデータは、シフトインデータ
のｋビットタイム遅延したデータであるＣ［ｉ−ｋ］と
なるので、排他的論理和回路３０３の一方の入力には、
Ｃ［ｉ−ｋ］が供給され、他方の入力にはＣ［ｉ］が供
給されるので、その出力は、第２の暗号化メッセージを
復号化した第２の領域の通信メッセージＭ［ｉ］＝Ｃ
［ｉ−ｋ］（＋）Ｃ［ｉ］となる。
【０２１８】この受信装置５９によれば、ｋビットの乱
数Ｒが初期設定されるｋビットシフトレジスタ３０１を
用いることにより、シフトアウトデータは、Ｒ［ｉ］‖
Ｃ［ｉ−ｋ］となるので、第１及び第２の暗号化メッセ
ージに対する処理が自動的に切り替わる。このため、特
に第１及び第２の暗号化メッセージの分離や、通信メッ
セージの第１の領域である先頭ブロックを切り出すこと
や、第１及び第２の領域の復号化された通信メッセージ
を連接する必要がなく、簡単な回路構成で処理速度の高
い復号化装置を実現できる。
【０２１９】なお、図２２のｋビットシフトレジスタ３
０１にｋビットのパラレルロードパスを設けることな
く、シフトイン入力の直前に切替器を設けて直列入力に
より乱数Ｒを設定してもよい。さらに、ｋビットシフト
レジスタ３０１、またはｋビットシフトレジスタ３０１
と排他的論理和回路３０３とを含む回路を１チップの集
積回路に集積化すると、送信装置及び受信装置を小型化
できる。
【０２２０】図２３は、図５中の乱数生成処理部３１３
の詳細例である乱数発生器を示すブロック回路図であ
り、請求項２５に対応する。送信装置及び受信装置にそ
れぞれ設けられた乱数発生器３１３は、乱数パラメータ
として、乱数発生アルゴリズムＨと、乱数初期値Ｒ0 と
を受け取り、この乱数パラメータに従って、双方の乱数
発生器が互いに等しい乱数を生成させるものである。
【０２２１】同図において、乱数発生器は、レジスタ３
０１ａ、シフトレジスタ３０１ｂ、アンドゲート３１１
ａ〜３１１ｄ、排他的論理和回路３１３、及び切替回路
３１５を備えて構成されている。レジスタ３０１ａは、
最大ｋビットのレジスタであり、乱数発生アルゴリズム
Ｈが設定される。シフトレジスタ３０１ｂは、ｋビット
のシフトレジスタであり、ｋビットの乱数初期値Ｒ0 が
初期設定される。
【０２２２】アンドゲート３１１ａ〜３１１ｄは、最大
ｋ個の２入力アンドゲートであり、レジスタ３０１ａと
シフトレジスタ３０１ｂとの互いに対応するビット同士
の論理積を生成し、排他的論理和回路３１３に出力す
る。排他的論理和回路３１３は、最大ｋ個設けられたア
ンドゲート３１１ａ〜３１１ｄの出力の排他的論理和を
生成し、これを切替器３１５を介してシフトレジスタ３
０１ｂのシフトインに供給する。切替器３１５は、スイ
ッチで図示されているが、実際には１ビット２ウェイセ
レクタである。
【０２２３】ところで、レジスタ３０１ａに設定される
乱数発生アルゴリズムＨは、それぞれ０または１の値を
もつｈi（１≦ｉ≦ｋ）からなり、シフトレジスタ３０
１ｂのある時点のｋビットの内容をＲ[n-1]，Ｒ[n-2]，
…，Ｒ[n-k]とすれば、
【数２３】 Ｒ[n]＝ｈ1Ｒ[n-1]＋ｈ2Ｒ[n-2]＋…＋ｈkＲ[n-k] （mod 2）…（24） 式（２４）に示す漸化式により新たな乱数のビット値Ｒ
[n]が生成され、シフトインされる。
【０２２４】この漸化式（２４）によって生成される乱
数が最大周期系列となる必要十分条件は、
【数２４】 ｆ(ｘ)＝１＋ｈ1ｘ＋ｈ2ｘ2＋…＋ｈkｘk …（25） 式（２５）の特性多項式がガロア体ＧＦ(２)上の原始多
項式となることである。
【０２２５】２入力排他的論理和回路３０３は、シフト
レジスタ３０１ｂからシフトアウトされる乱数Ｒ[ｉ]ま
たは平文Ｍ[ｉ−ｋ]と、平文Ｍ[ｉ]との排他的演算を行
ってストリーム暗号化するものである。
【０２２６】切替器３１５の接点が右側に倒されている
と、シフトレジスタ３０１ｂは乱数発生器として動作
し、切替器３１５の接点が左側に倒されると、これ以後
シフトレジスタ３０１ｂは乱数発生器としての動作を停
止し、通信メッセージである平文Ｍ[ｉ]のｋビット遅延
回路として動作することとなる。
【０２２７】これにより通信メッセージの第１の領域に
おいては、乱数Ｒ[ｉ]と平文Ｍ[ｉ]との排他的演算が行
われ、暗号文Ｃ[ｉ]≡Ｒ[ｉ](＋)Ｍ[ｉ]が得られる。ま
た、切替器３１５を左側に倒してからｋビットタイム後
には、通信メッセージの第２の領域の暗号化である暗号
文Ｃ[ｉ]≡Ｍ[ｉ−ｋ](＋)Ｍ[ｉ]が得られる。
【０２２８】なお、本実施の形態において、乱数発生ア
ルゴリズムＨが設定されるレジスタ３０１ａ及びアンド
ゲート３１１は、必ずしもｋビット相当の個数を必要と
せず、選択される乱数発生アルゴリズム間で共通に０の
値をとるｈi に対応するビットは、レジスタ３０１ａ及
びアンドゲート３１１を省略することができる。
【０２２９】また、本実施の形態は、共有乱数の値自体
を送信装置から受信装置へ送る代わりに、乱数発生アル
ゴリズム及び乱数初期値を送ることにより、双方で同一
の乱数を発生するので、十分長い乱数も少ない情報で共
有することができる。さらに、切替器３１５の切替タイ
ミングは、特に限定されることがないので、乱数発生器
と乱数発生アルゴリズムによって定まる周期を超えて乱
数を利用することも可能となり、通信メッセージ全体を
第１の領域として、Ｃ[ｉ]≡Ｒ[ｉ](＋)Ｍ[ｉ]により暗
号化することもできる。
【０２３０】さらに、本実施の形態の変形として、乱数
発生アルゴリズムまたは乱数初期値のいずれか一方だけ
を送信装置から受信装置へ秘密に送ることにより、両者
で乱数を共有することもできる。乱数発生初期値のみを
送る場合には、レジスタ３０１ａ及びアンドゲート３１
１を省略し、シフトレジスタ３０１ｂから排他的論理和
回路３０３へ直接結線すればよい。
【０２３１】図２４は、図６に示した後続ブロック暗号
化処理部（ａ）および後続ブロック復号化処理部（ｂ）
の構成例を示す第１１実施形態を示す回路図である。
【０２３２】図２４（ａ）において、後続ブロック暗号
化処理部１５１は、ｋビットシフトレジスタ３０１と、
排他的論理和回路３０３とを備えて構成されている。ｋ
ビットシフトレジスタ３０１のシフトイン入力には、先
頭ブロック切り出し処理部１１１からビット直列に供給
される通信メッセージの第２の領域である平文Ｍの後続
ブロックＭ［ｉ］（ｋ＜ｉ≦Ｎ）の信号が接続され、シ
フトアウト出力には、排他的論理和回路３０３の一方の
入力が接続されている。排他的論理和回路３０３の他方
の入力には、平文Ｍ［ｉ］（ｋ＜ｉ≦Ｎ）の信号が接続
されている。排他的論理和回路３０３の出力は、暗号文
連接処理部１７４へ接続されている。
【０２３３】次に、この後続ブロック暗号化処理部１５
１の動作を説明する。まず最初に、ｋビットシフトレジ
スタ３０１には、例えばｋビットのパラレルロードパス
からｋビットの通信メッセージの第１の領域である平文
の先頭ブロックＭ1,k が設定される。次いで、図示され
ないシフトクロックｉに同期して平文Ｍの後続ブロック
のビット列Ｍ［ｉ］が入力し始めると、シフトアウトか
らは、平文Ｍの先頭ブロックのビット列Ｍ［ｉ−ｋ］が
出力される。これにより、排他的論理和回路３０３の一
方の入力には、Ｍ［ｉ−ｋ］が供給され、排他的論理和
回路３０３の他方の入力には、平文Ｍ［ｉ］が供給され
るので、その出力は、第２の暗号化メッセージＣ［ｉ］
＝Ｍ［ｉ−ｋ］（＋）Ｍ［ｉ］となる。
【０２３４】図２４（ｂ）において、後続ブロック復号
化処理部２５１は、ｋビットシフトレジスタ３０１と、
排他的論理和回路３０３とを備えて構成されている。
【０２３５】暗号文分離処理部２７４から出力される第
２の暗号文のビット列Ｃ［ｉ］（ｋ＜ｉ≦Ｎ）は、ｋビ
ットシフトレジスタ３０１のシフトイン入力に接続され
ている。シフトアウト出力には、排他的論理和回路３０
３の一方の入力が接続され、３０３の他方の入力には、
暗号文Ｃ［ｉ］（ｋ＜ｉ≦Ｎ）の信号が接続されてい
る。排他的論理和回路３０３の出力は、平文のビット列
Ｍ［ｉ］（ｋ＜ｉ≦Ｎ）を出力する。
【０２３６】次に、この後続ブロック復号化処理部２５
１の動作を説明する。まず最初に、ｋビットシフトレジ
スタ３０１には、例えばｋビットのパラレルロードパス
からｋビットの通信メッセージの第１の領域である平文
の先頭ブロックＭ1,k が設定される。次いで、図示され
ないシフトクロックｉに同期して暗号文Ｃの後続ブロッ
クのビット列Ｃ［ｉ］が入力し始めると、シフトアウト
からは、平文Ｍの先頭ブロックのビット列Ｍ［ｉ−ｋ］
が出力される。これにより、排他的論理和回路３０３の
一方の入力には、Ｍ［ｉ−ｋ］が供給され、排他的論理
和回路３０３の他方の入力には、暗号文Ｃ［ｉ］が供給
されるので、その出力は、第２の暗号化メッセージを復
号化した第２の領域の通信メッセージＭ［ｉ］＝Ｍ［ｉ
−ｋ］（＋）Ｃ［ｉ］となる。
【０２３７】図２５は、ｋビット並列にストリーム暗号
化を行う送信パイプライン（ａ）及びｋビット並列にス
トリーム暗号の復号化を行う受信パイプライン（ｂ）の
構成を示すブロック図であり、請求項２９に対応する。
【０２３８】同図（ａ）において、送信パイプライン
は、Ａレジスタ４０１、２ウェイセレクタ４０３、Ｂレ
ジスタ４０５、並列排他的論理和回路４０７、及びｋビ
ット送信回路４０９を備えて構成されている。これらの
構成要素のデータパスは全てｋビットの幅を有する。
【０２３９】送信パイプラインの動作は、以下の通りで
ある。まず、セレクタ４０３でｋビット並列の乱数Ｒを
選択し、これをＢレジスタ４０５にセットする。これ以
後はセレクタ４０３はＡレジスタ４０１を選択する。次
いで、平文Ｍがｋビット単位でＡレジスタに供給され
る。並列排他的論理和回路４０７は、Ａレジスタ４０１
の内容と、Ｂレジスタ４０５の内容とをそれぞれビット
毎に排他的論理和演算を行い、ｋビット送信回路４０９
へ出力する。
【０２４０】かくして、平文Ｍの最初のｋビットのブロ
ックＭ1 は、Ｃ1 ＝Ｒ(＋)Ｍ1 により並列に暗号化さ
れ、平文Ｍの最初のブロックＭ1 以外のｋビットのブロ
ックＭj は、Ｃj ＝Ｍj-1(＋)Ｍj により並列に暗号化
される。
【０２４１】同図（ｂ）において、受信パイプライン
は、ｋビット受信回路４１１、Ａレジスタ４０１、２ウ
ェイセレクタ４０３、Ｂレジスタ４０５、及び並列排他
的論理和回路４０７を備えて構成されている。これらの
構成要素のデータパスは全てｋビットの幅を有する。
【０２４２】受信パイプラインの動作は、以下の通りで
ある。まず、セレクタ４０３でｋビット並列の乱数Ｒを
選択し、これをＢレジスタ４０５にセットする。これ以
後はセレクタ４０３はＡレジスタ４０１を選択する。次
いで、ｋビット受信回路より暗号文Ｃがｋビット単位で
Ａレジスタに供給される。並列排他的論理和回路４０７
は、Ａレジスタ４０１の内容と、Ｂレジスタ４０５の内
容とをそれぞれビット毎に排他的論理和演算を行い、ｋ
ビット並列に平文Ｍを出力する。
【０２４３】かくして、暗号文Ｃの最初のｋビットのブ
ロックＣ1 は、Ｍ1 ＝Ｒ(＋)Ｃ1 により並列に復号化さ
れ、暗号文Ｃの最初のブロックＣ1 以外のｋビットのブ
ロックＣj は、Ｍj ＝Ｍj-1(＋)Ｃj により並列に復号
化される。
【０２４４】次に、本発明に係るストリーム暗号による
通信方式における安全強度を考察する。本発明のストリ
ーム暗号方式においては、秘密鍵である乱数または通信
メッセージの第１の領域である公開鍵暗号化される部分
は、使用する公開鍵暗号の安全強度によって評価するこ
とができる。通信メッセージ部分または通信メッセージ
の第２の領域である排他的論理和部分の安全強度を考察
する。
【０２４５】この問題は、次の問題に言い換えることが
できる。つまり、あるビット列Ｍを考える。例えば、Ｍ
＝１０１００００１１１１１０００００とする。Ｍをｋ
ビット分右シフトして、先頭のｋビットは乱数ビット列
Ｒ（＃，＃，…，＃）で補い最後のｋビットは削除する
ことにより作ったビット列をＭ´とする。ＭとＭ´との
ビット毎の排他的論理和をとり、暗号ビット列Ｃ＝Ｍ
(＋)Ｍ´を得る。以下には、ｋ＝３とした場合を示す。
【０２４６】
【数２５】 Ｍ ＝１０１００００１１１１１０００００ (26) Ｍ´＝＃＃＃１０１００００１１１１１００ (27) Ｃ ＝＊＊＊１０１０１１１００１１１００ (28) こうして得られたＣから、元のビット列Ｍを推測する方
法はない。排他的論理和をとったあとの、ｉビット目
は、Ｍ[i](＋) Ｍ[i-k]となり、またｉ±ｋビット目
は、それぞれ、Ｍ[i+k](＋) Ｍ[i] ，Ｍ[i-k](＋) Ｍ[i
-2k]となるが、これらの値からＭ[i] を得る関係式は存
在しない。
【０２４７】
【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
従来の秘密鍵暗号の鍵配送問題を解決し、少量の秘密鍵
の配送だけで、大量の通信メッセージの秘密鍵暗号によ
る通信を可能とするという効果がある。
【０２４８】また本発明によれば、従来の秘密鍵暗号あ
るいは公開鍵暗号と同等の安全性を確保しつつ高速な暗
号通信を行うことができるという効果がある。
【０２４９】また本発明によれば、従来型の秘密鍵暗号
や公開鍵暗号と比べて、暗号化および復号化の処理量が
大幅に削減され、画像や音声を含むリアルタイム性のあ
るマルチメディア情報の秘密通信に適用可能な暗号を用
いた通信システムを提供することができるという効果が
ある。
【０２５０】マルチメディアかつリアルタイム情報の具
体例としては、テレビ会議など多量のデータが長時間継
続するような場合を挙げることができる。本方式は、公
衆網やインターネット上での暗号化テレビ会議に利用す
ることができる。主要な処理は、オリジナルメッセージ
と、その定数ビットだけ右シフトしたメッセージとの排
他的論理和演算であり、メッセージが不定長であるよう
なストリーム型のリアルタイム情報の暗号通信には特に
有効である。
【０２５１】また大量データのファイルを暗号化転送す
るときにも、暗号化および復号化の処理量の少ない本発
明方式は極めて有効である。
【０２５２】さらに本発明によれば、暗号化及び復号化
の処理をさらに高速化するために、並列処理が可能であ
り、またハードウェア化が容易であるストリーム暗号を
用いた通信システムを提供することができるという効果
がある。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明に係るストリーム暗号による通信システ
ムの第１実施形態を示すブロック図である。
【図２】本発明に係るストリーム暗号による通信システ
ムの第３実施形態を示すブロック図である。
【図３】本発明に係るストリーム暗号による通信システ
ムの第４実施形態を示すブロック図である。
【図４】本発明に係るストリーム暗号による通信システ
ムの第５実施形態を示すブロック図である。
【図５】本発明に係るストリーム暗号による通信システ
ムの第６実施形態を示すブロック図である。
【図６】本発明に係るストリーム暗号による通信システ
ムの第７実施形態を示すブロック図である。
【図７】本発明に係るストリーム暗号による通信システ
ムの第８実施形態を示すブロック図である。
【図８】本発明に係るストリーム暗号による通信システ
ムの第９実施形態を示すブロック図である。
【図９】本発明に係るストリーム暗号による通信システ
ムの第１実施形態の暗号化送信動作を説明するフローチ
ャート図である。
【図１０】本発明に係るストリーム暗号による通信シス
テムの第１実施形態の受信復号化動作を説明するフロー
チャート図である。
【図１１】本発明に係るストリーム暗号による通信シス
テムの第３実施形態の暗号化送信動作を説明するフロー
チャート図である。
【図１２】本発明に係るストリーム暗号による通信シス
テムの第３実施形態の受信復号化動作を説明するフロー
チャート図である。
【図１３】本発明に係るストリーム暗号による通信シス
テムの第５実施形態の暗号化送信動作を説明するフロー
チャート図である。
【図１４】本発明に係るストリーム暗号による通信シス
テムの第５実施形態の受信復号化動作を説明するフロー
チャート図である。
【図１５】本発明に係るストリーム暗号による通信シス
テムの第６実施形態の乱数共有化処理動作を説明するフ
ローチャート図である。
【図１６】本発明に係るストリーム暗号による通信シス
テムの第７実施形態の暗号化送信動作を説明するフロー
チャート図である。
【図１７】本発明に係るストリーム暗号による通信シス
テムの第７実施形態の受信復号化動作を説明するフロー
チャート図である。
【図１８】本発明に係るストリーム暗号による通信シス
テムの第８実施形態の暗号化送信動作を説明するフロー
チャート図である。
【図１９】本発明に係るストリーム暗号による通信シス
テムの第８実施形態の受信復号化信動作を説明するフロ
ーチャート図である。
【図２０】本発明に係るストリーム暗号による通信シス
テムの第９実施形態の暗号化送信動作を説明するフロー
チャート図である。
【図２１】本発明に係るストリーム暗号による通信シス
テムの第９実施形態の受信復号化動作を説明するフロー
チャート図である。
【図２２】本発明に係るストリーム暗号による通信シス
テムを構成する送信装置（ａ）及び受信装置（ｂ）の第
１０実施形態を示すブロック図である。
【図２３】乱数発生アルゴリズム及び乱数初期値を設定
可能な乱数発生器の構成を示す回路図である。
【図２４】通信メッセージの先頭ブロックをパッドとす
る通信システムにシフトレジスタを用いた送信装置
（ａ）及び受信装置（ｂ）の第１１実施形態を示すブロ
ック図である。
【図２５】ｋビット並列に暗号化を行う送信パイプライ
ン処理回路（ａ）及びｋビット並列に復号化を行う受信
パイプライン処理回路（ｂ）である。
【図２６】従来のバーナム暗号による通信システムの構
成を示すブロック図である。
【図２７】ＤＨ型公開鍵配送法を説明する図である。
【符号の説明】
１１…通信システム、２１…乱数共有化部、３１…送信
装置、５１…受信装置、７１…通信路、１１１…先頭ブ
ロック切り出し処理部、１３１…先頭ブロック暗号化処
理部、１５１…後続ブロック暗号化処理部、１７１…暗
号文連接処理部、２１１…ビット連接処理部、２３１…
先頭ブロック復号化処理部、２５１…後続ブロック復号
化処理部、２７１…暗号文分離処理部。

Claims (30)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】送信装置と受信装置との間で、予め所定ビ
    ット長を有する乱数を共有し、 前記送信装置は、 通信メッセージの先頭ビットから前記乱数の所定ビット
    長に等しい長さの各ビットにより構成された第１の領域
    の通信メッセージに対しては、これらの各ビットと、前
    記乱数の先頭ビットから所定ビット長までの各ビット
    と、をそれぞれ互いに排他的論理和演算することによ
    り、第１の暗号化メッセージを生成し、 前記乱数の所定ビット長を超える前記通信メッセージの
    各ビットから構成された第２の領域の通信メッセージに
    対しては、これらの各ビットと、該ビット位置から前記
    乱数の所定ビット長を減じたビット位置の前記通信メッ
    セージの各ビットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演
    算することにより、第２の暗号化メッセージを生成し、 第１及び第２の暗号化メッセージを前記送信装置から前
    記受信装置へ通信し、 前記受信装置は、 第１の暗号化メッセージに対しては、これらの各ビット
    と、前記乱数の先頭ビットから所定ビット長までの各ビ
    ットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算することに
    より、第１の暗号化メッセージから第１の領域の通信メ
    ッセージを復号化し、 第２の暗号化メッセージに対しては、これらの各ビット
    と、該ビット位置から前記乱数の所定ビット長を減じた
    ビット位置の前記通信メッセージの各ビットと、をそれ
    ぞれ互いに排他的論理和演算することにより、第２の暗
    号化メッセージから第２の領域の通信メッセージを復号
    化することを特徴とするストリーム暗号による通信方
    法。
  2. 【請求項２】送信装置と受信装置との間で、公開鍵配送
    法により、予め所定ビット長を有する乱数を共有し、 前記送信装置は、 通信メッセージの先頭ビットから前記乱数の所定ビット
    長に等しい長さの各ビットにより構成された第１の領域
    の通信メッセージに対しては、これらの各ビットと、前
    記乱数の先頭ビットから所定ビット長までの各ビット
    と、をそれぞれ互いに排他的論理和演算することによ
    り、第１の暗号化メッセージを生成し、 前記乱数の所定ビット長を超える前記通信メッセージの
    各ビットから構成された第２の領域の通信メッセージに
    対しては、これらの各ビットと、該ビット位置から前記
    乱数の所定ビット長を減じたビット位置の前記通信メッ
    セージの各ビットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演
    算することにより、第２の暗号化メッセージを生成し、 第１及び第２の暗号化メッセージを前記送信装置から前
    記受信装置へ通信し、 前記受信装置は、 第１の暗号化メッセージに対しては、これらの各ビット
    と、前記乱数の先頭ビットから所定ビット長までの各ビ
    ットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算することに
    より、第１の暗号化メッセージから第１の領域の通信メ
    ッセージを復号化し、 第２の暗号化メッセージに対しては、これらの各ビット
    と、該ビット位置から前記乱数の所定ビット長を減じた
    ビット位置の前記通信メッセージの各ビットと、をそれ
    ぞれ互いに排他的論理和演算することにより、第２の暗
    号化メッセージから第２の領域の通信メッセージを復号
    化することを特徴とするストリーム暗号による通信方
    法。
  3. 【請求項３】送信装置と受信装置との間で、公開鍵暗号
    による暗号化通信により、予め所定ビット長を有する乱
    数を共有し、 前記送信装置は、 通信メッセージの先頭ビットから前記乱数の所定ビット
    長に等しい長さの各ビットにより構成された第１の領域
    の通信メッセージに対しては、これらの各ビットと、前
    記乱数の先頭ビットから所定ビット長までの各ビット
    と、をそれぞれ互いに排他的論理和演算することによ
    り、第１の暗号化メッセージを生成し、 前記乱数の所定ビット長を超える前記通信メッセージの
    各ビットから構成された第２の領域の通信メッセージに
    対しては、これらの各ビットと、該ビット位置から前記
    乱数の所定ビット長を減じたビット位置の前記通信メッ
    セージの各ビットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演
    算することにより、第２の暗号化メッセージを生成し、 第１及び第２の暗号化メッセージを前記送信装置から前
    記受信装置へ通信し、 前記受信装置は、 第１の暗号化メッセージに対しては、これらの各ビット
    と、前記乱数の先頭ビットから所定ビット長までの各ビ
    ットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算することに
    より、第１の暗号化メッセージから第１の領域の通信メ
    ッセージを復号化し、 第２の暗号化メッセージに対しては、これらの各ビット
    と、該ビット位置から前記乱数の所定ビット長を減じた
    ビット位置の前記通信メッセージの各ビットと、をそれ
    ぞれ互いに排他的論理和演算することにより、第２の暗
    号化メッセージから第２の領域の通信メッセージを復号
    化することを特徴とするストリーム暗号による通信方
    法。
  4. 【請求項４】送信装置から受信装置へ、公開鍵暗号によ
    り暗号化した乱数と、ストリーム暗号化した通信メッセ
    ージと、を送るストリーム暗号による通信方法であっ
    て、 前記送信装置は、 所定ビット長を有する乱数を発生させ、該乱数を受信装
    置の公開鍵により暗号化して、暗号化乱数を生成し、 通信メッセージの先頭ビットから前記乱数の所定ビット
    長に等しい長さの各ビットにより構成された第１の領域
    の通信メッセージに対しては、これらの各ビットと、前
    記乱数の先頭ビットから所定ビット長までの各ビット
    と、をそれぞれ互いに排他的論理和演算することによ
    り、第１の暗号化メッセージを生成し、 前記乱数の所定ビット長を超える前記通信メッセージの
    各ビットから構成された第２の領域の通信メッセージに
    対しては、これらの各ビットと、該ビット位置から前記
    乱数の所定ビット長を減じたビット位置の前記通信メッ
    セージの各ビットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演
    算することにより、第２の暗号化メッセージを生成し、 前記暗号化乱数と第１および第２の暗号化メッセージと
    を連接して前記送信装置から前記受信装置へ通信し、 前記受信装置は、 前記暗号化乱数を自らの秘密鍵により復号化して乱数を
    生成し、 第１の暗号化メッセージに対しては、これらの各ビット
    と、前記乱数の先頭ビットから所定ビット長までの各ビ
    ットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算することに
    より、第１の暗号化メッセージから第１の領域の通信メ
    ッセージを復号化し、 第２の暗号化メッセージに対しては、これらの各ビット
    と、該ビット位置から前記乱数の所定ビット長を減じた
    ビット位置の前記通信メッセージの各ビットと、をそれ
    ぞれ互いに排他的論理和演算することにより、第２の暗
    号化メッセージから第２の領域の通信メッセージを復号
    化することを特徴とするストリーム暗号による通信方
    法。
  5. 【請求項５】前記乱数のビット数は、前記公開鍵暗号に
    より１度に暗号化可能なビット数を超えるビット数であ
    り、前記乱数が複数の部分に分割されてそれぞれ暗号化
    され、復号化後に１つの乱数として連接されて暗号化メ
    ッセージの復号化に利用されることを特徴とする請求項
    ３または請求項４に記載のストリーム暗号による通信方
    法。
  6. 【請求項６】それぞれ乱数発生器を備えた送信装置と受
    信装置との間で、公開鍵暗号を用いる暗号化通信によ
    り、乱数発生アルゴリズム及びまたは乱数の初期値を共
    有することにより、双方の乱数発生器から所定ビット長
    の同一の乱数を発生させ、 前記送信装置は、 通信メッセージの先頭ビットから前記乱数の所定ビット
    長に等しい長さの各ビットにより構成された第１の領域
    の通信メッセージに対しては、これらの各ビットと、前
    記乱数の先頭ビットから所定ビット長までの各ビット
    と、をそれぞれ互いに排他的論理和演算することによ
    り、第１の暗号化メッセージを生成し、 前記乱数の所定ビット長を超える前記通信メッセージの
    各ビットから構成された第２の領域の通信メッセージに
    対しては、これらの各ビットと、該ビット位置から前記
    乱数の所定ビット長を減じたビット位置の前記通信メッ
    セージの各ビットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演
    算することにより、第２の暗号化メッセージを生成し、 第１及び第２の暗号化メッセージを前記送信装置から前
    記受信装置へ通信し、 前記受信装置は、 第１の暗号化メッセージに対しては、これらの各ビット
    と、前記乱数の先頭ビットから所定ビット長までの各ビ
    ットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算することに
    より、第１の暗号化メッセージから第１の領域の通信メ
    ッセージを復号化し、 第２の暗号化メッセージに対しては、これらの各ビット
    と、該ビット位置から前記乱数の所定ビット長を減じた
    ビット位置の前記通信メッセージの各ビットと、をそれ
    ぞれ互いに排他的論理和演算することにより、第２の暗
    号化メッセージから第２の領域の通信メッセージを復号
    化することを特徴とするストリーム暗号による通信方
    法。
  7. 【請求項７】前記送信装置及び受信装置にそれぞれ備え
    られた乱数発生器から、発生される乱数の周期を超え
    て、それぞれ乱数を取り出すことを特徴とする請求項６
    に記載のストリーム暗号による通信方法。
  8. 【請求項８】通信メッセージの先頭から所定のビット長
    を第１の領域の通信メッセージとし、前記通信メッセー
    ジの所定のビット長を超える部分を第２の領域の通信メ
    ッセージとする通信メッセージの分割を行い、 第１の領域の通信メッセージに対しては公開鍵暗号によ
    り、第２の領域の通信メッセージに対してはストリーム
    暗号により、それぞれ送信装置から受信装置へ通信する
    通信方法であって、 前記送信装置は、 第１の領域の通信メッセージを受信装置の公開鍵により
    暗号化して、第１の暗号化メッセージを生成し、 第２の領域の通信メッセージに対しては、これらの各ビ
    ットと、該ビット位置から前記第１の領域の通信メッセ
    ージのビット長を減じたビット位置の前記通信メッセー
    ジの各ビットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算す
    ることにより、第２の暗号化メッセージを生成し、 前記第１および第２の暗号化メッセージを連接して前記
    送信装置から前記受信装置へ通信し、 前記受信装置は、 自らの秘密鍵により、前記第１の暗号化メッセージから
    第１の領域の通信メッセージを復号化し、 前記第２の暗号化メッセージの各ビットに対しては、こ
    れらの各ビットと、該ビット位置が対応する前記通信メ
    ッセージのビット位置から前記所定のビット長を減じた
    ビット位置の復号化された通信メッセージの各ビット
    と、をそれぞれ互いに排他的論理和演算することによ
    り、第２の暗号化メッセージから第２の領域の通信メッ
    セージを復号化する、 ことを特徴とするストリーム暗号による通信方法。
  9. 【請求項９】前記第１の領域の通信メッセージのビット
    数は、前記公開鍵暗号により１度に暗号化可能なビット
    数を超えるビット数であり、それぞれ複数回の暗号化及
    び復号化によって第１の領域の通信メッセージの暗号化
    及び復号化が行われることを特徴とする請求項８に記載
    のストリーム暗号による通信方法。
  10. 【請求項１０】送信装置と受信装置との間で、予め所定
    ビット長を有する乱数を共有し、 前記送信装置は、前記乱数の所定ビット長と等しいブロ
    ック長を有する転置情報を前記受信装置の公開鍵により
    暗号化した暗号化転置情報を生成し、 通信メッセージの先頭ビットから前記乱数の所定ビット
    長に等しい長さの各ビットにより構成された第１の領域
    の通信メッセージに対しては、前記転置情報に基づい
    て、これらの各ビットを前記乱数の所定ビット長と等し
    いブロック長の転置を施した転置メッセージの各ビット
    と、前記乱数の先頭ビットから所定ビット長までの各ビ
    ットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算することに
    より、第１の暗号化メッセージを生成し、 前記乱数の所定ビット長を超える前記通信メッセージの
    各ビットから構成された第２の領域の通信メッセージに
    対しては、前記転置情報に基づいて、これらの各ビット
    を前記転置のブロック長の単位毎に転置を施した転置メ
    ッセージの各ビットと、前記通信メッセージの該ビット
    位置から前記乱数の所定ビット長を減じたビット位置の
    前記通信メッセージの各ビットと、をそれぞれ互いに排
    他的論理和演算することにより、第２の暗号化メッセー
    ジを生成し、 前記暗号化転置情報と第１の暗号化メッセージと第２の
    暗号化メッセージとを連接して前記送信装置から前記受
    信装置へ通信し、 前記受信装置は、 自らの秘密鍵により前記暗号化転置情報から転置情報を
    復号化し、 第１の暗号化メッセージに対しては、これらの各ビット
    と、前記乱数の先頭ビットから所定ビット長までの各ビ
    ットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算して得られ
    た転置メッセージに前記転置の逆写像の転置を施して第
    １の領域の通信メッセージを復号化し、 第２の暗号化メッセージに対しては、これらの各ビット
    と、該ビット位置から前記乱数の所定ビット長を減じた
    ビット位置の前記通信メッセージの各ビットと、をそれ
    ぞれ互いに排他的論理和演算して得られた転置メッセー
    ジに前記転置の逆写像の転置を施して第２の領域の通信
    メッセージを復号化することを特徴とするストリーム暗
    号による通信方法。
  11. 【請求項１１】送信装置と受信装置との間で、公開鍵配
    送法により、予め所定ビット長を有する乱数を共有し、 前記送信装置は、前記乱数の所定ビット長と等しいブロ
    ック長を有する転置情報を前記受信装置の公開鍵により
    暗号化した暗号化転置情報を生成し、 通信メッセージの先頭ビットから前記乱数の所定ビット
    長に等しい長さの各ビットにより構成された第１の領域
    の通信メッセージに対しては、前記転置情報に基づい
    て、これらの各ビットを前記乱数の所定ビット長と等し
    いブロック長の転置を施した転置メッセージの各ビット
    と、前記乱数の先頭ビットから所定ビット長までの各ビ
    ットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算することに
    より、第１の暗号化メッセージを生成し、 前記乱数の所定ビット長を超える前記通信メッセージの
    各ビットから構成された第２の領域の通信メッセージに
    対しては、前記転置情報に基づいて、これらの各ビット
    を前記転置のブロック長の単位毎に転置を施した転置メ
    ッセージの各ビットと、前記通信メッセージの該ビット
    位置から前記乱数の所定ビット長を減じたビット位置の
    前記通信メッセージの各ビットと、をそれぞれ互いに排
    他的論理和演算することにより、第２の暗号化メッセー
    ジを生成し、 前記暗号化転置情報と第１の暗号化メッセージと第２の
    暗号化メッセージとを連接して前記送信装置から前記受
    信装置へ通信し、 前記受信装置は、 自らの秘密鍵により前記暗号化転置情報から転置情報を
    復号化し、 第１の暗号化メッセージに対しては、これらの各ビット
    と、前記乱数の先頭ビットから所定ビット長までの各ビ
    ットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算して得られ
    た転置メッセージに前記転置の逆写像の転置を施して第
    １の領域の通信メッセージを復号化し、 第２の暗号化メッセージに対しては、これらの各ビット
    と、該ビット位置から前記乱数の所定ビット長を減じた
    ビット位置の前記通信メッセージの各ビットと、をそれ
    ぞれ互いに排他的論理和演算して得られた転置メッセー
    ジに前記転置の逆写像の転置を施して第２の領域の通信
    メッセージを復号化することを特徴とするストリーム暗
    号による通信方法。
  12. 【請求項１２】送信装置と受信装置との間で、公開鍵暗
    号による暗号化通信により、予め所定ビット長を有する
    乱数を共有し、 前記送信装置は、前記乱数の所定ビット長と等しいブロ
    ック長を有する転置情報を前記受信装置の公開鍵により
    暗号化した暗号化転置情報を生成し、 通信メッセージの先頭ビットから前記乱数の所定ビット
    長に等しい長さの各ビットにより構成された第１の領域
    の通信メッセージに対しては、前記転置情報に基づい
    て、これらの各ビットを前記乱数の所定ビット長と等し
    いブロック長の転置を施した転置メッセージの各ビット
    と、前記乱数の先頭ビットから所定ビット長までの各ビ
    ットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算することに
    より、第１の暗号化メッセージを生成し、 前記乱数の所定ビット長を超える前記通信メッセージの
    各ビットから構成された第２の領域の通信メッセージに
    対しては、前記転置情報に基づいて、これらの各ビット
    を前記転置のブロック長の単位毎に転置を施した転置メ
    ッセージの各ビットと、前記通信メッセージの該ビット
    位置から前記乱数の所定ビット長を減じたビット位置の
    前記通信メッセージの各ビットと、をそれぞれ互いに排
    他的論理和演算することにより、第２の暗号化メッセー
    ジを生成し、 前記暗号化転置情報と第１の暗号化メッセージと第２の
    暗号化メッセージとを連接して前記送信装置から前記受
    信装置へ通信し、 前記受信装置は、 自らの秘密鍵により前記暗号化転置情報から転置情報を
    復号化し、 第１の暗号化メッセージに対しては、これらの各ビット
    と、前記乱数の先頭ビットから所定ビット長までの各ビ
    ットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算して得られ
    た転置メッセージに前記転置の逆写像の転置を施して第
    １の領域の通信メッセージを復号化し、 第２の暗号化メッセージに対しては、これらの各ビット
    と、該ビット位置から前記乱数の所定ビット長を減じた
    ビット位置の前記通信メッセージの各ビットと、をそれ
    ぞれ互いに排他的論理和演算して得られた転置メッセー
    ジに前記転置の逆写像の転置を施して第２の領域の通信
    メッセージを復号化することを特徴とするストリーム暗
    号による通信方法。
  13. 【請求項１３】公開鍵暗号により暗号化した乱数と、公
    開鍵暗号により暗号化した転置情報と、ストリーム暗号
    化した通信メッセージと、を送信装置から受信装置へ送
    るストリーム暗号による通信方法であって、 前記送信装置は、 所定のビット長を有する乱数を発生させ、該乱数を受信
    装置の公開鍵により暗号化して、暗号化乱数を生成し、 前記乱数の所定ビット長と等しいブロック長を有する転
    置情報を前記受信装置の公開鍵により暗号化した暗号化
    転置情報を生成し、 通信メッセージの先頭ビットから前記乱数の所定ビット
    長に等しい長さの各ビットにより構成された第１の領域
    の通信メッセージに対しては、前記転置情報に基づい
    て、これらの各ビットを前記乱数の所定ビット長と等し
    いブロック長の転置を施した転置メッセージの各ビット
    と、前記乱数の先頭ビットから所定ビット長までの各ビ
    ットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算することに
    より、第１の暗号化メッセージを生成し、 前記乱数の所定ビット長を超える前記通信メッセージの
    各ビットから構成された第２の領域の通信メッセージに
    対しては、前記転置情報に基づいて、これらの各ビット
    を前記転置のブロック長の単位毎に転置を施した転置メ
    ッセージの各ビットと、前記通信メッセージの該ビット
    位置から前記乱数の所定ビット長を減じたビット位置の
    前記通信メッセージの各ビットと、をそれぞれ互いに排
    他的論理和演算することにより、第２の暗号化メッセー
    ジを生成し、 前記暗号化乱数と前記暗号化転置情報と第１及び第２の
    暗号化メッセージとを連接して、送信装置から受信装置
    へ通信し、 前記受信装置は、 自らの秘密鍵により、前記暗号化乱数及び前記暗号化転
    置情報からそれぞれ前記乱数及び前記転置情報を復号化
    し、 第１の暗号化メッセージに対しては、これらの各ビット
    と、前記乱数の先頭ビットから所定ビット長までの各ビ
    ットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算して得られ
    た転置メッセージに前記転置の逆写像の転置を施して第
    １の領域の通信メッセージを復号化し、 第２の暗号化メッセージに対しては、これらの各ビット
    と、該ビット位置から前記乱数の所定ビット長を減じた
    ビット位置の前記通信メッセージの各ビットと、をそれ
    ぞれ互いに排他的論理和演算して得られた転置メッセー
    ジに前記転置の逆写像の転置を施して第２の領域の通信
    メッセージを復号化することを特徴とするストリーム暗
    号による通信方法。
  14. 【請求項１４】前記乱数のビット数は、前記公開鍵暗号
    により１度に暗号化可能なビット数を超えるビット数で
    あり、前記乱数が複数の部分に分割されてそれぞれ暗号
    化され、復号化後に１つの乱数として連接されて暗号化
    メッセージの復号化に利用されることを特徴とする請求
    項１２または請求項１３に記載のストリーム暗号による
    通信方法。
  15. 【請求項１５】それぞれ乱数発生器を備えた送信装置と
    受信装置との間で、公開鍵暗号を用いる暗号化通信によ
    り、乱数発生アルゴリズム及びまたは乱数の初期値を共
    有することにより、双方の乱数発生器から所定ビット長
    の同一の乱数を発生させ、 前記送信装置は、前記乱数の所定ビット長と等しいブロ
    ック長を有する転置情報を前記受信装置の公開鍵により
    暗号化した暗号化転置情報を生成し、 通信メッセージの先頭ビットから前記乱数の所定ビット
    長に等しい長さの各ビットにより構成された第１の領域
    の通信メッセージに対しては、前記転置情報に基づい
    て、これらの各ビットを前記乱数の所定ビット長と等し
    いブロック長の転置を施した転置メッセージの各ビット
    と、前記乱数の先頭ビットから所定ビット長までの各ビ
    ットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算することに
    より、第１の暗号化メッセージを生成し、 前記乱数の所定ビット長を超える前記通信メッセージの
    各ビットから構成された第２の領域の通信メッセージに
    対しては、前記転置情報に基づいて、これらの各ビット
    を前記転置のブロック長の単位毎に転置を施した転置メ
    ッセージの各ビットと、前記通信メッセージの該ビット
    位置から前記乱数の所定ビット長を減じたビット位置の
    前記通信メッセージの各ビットと、をそれぞれ互いに排
    他的論理和演算することにより、第２の暗号化メッセー
    ジを生成し、 前記暗号化転置情報と第１の暗号化メッセージと第２の
    暗号化メッセージとを連接して前記送信装置から前記受
    信装置へ通信し、 前記受信装置は、 自らの秘密鍵により前記暗号化転置情報から転置情報を
    復号化し、 第１の暗号化メッセージに対しては、これらの各ビット
    と、前記乱数の先頭ビットから所定ビット長までの各ビ
    ットと、をそれぞれ互いに排他的論理和演算して得られ
    た転置メッセージに前記転置の逆写像の転置を施して第
    １の領域の通信メッセージを復号化し、 第２の暗号化メッセージに対しては、これらの各ビット
    と、該ビット位置から前記乱数の所定ビット長を減じた
    ビット位置の前記通信メッセージの各ビットと、をそれ
    ぞれ互いに排他的論理和演算して得られた転置メッセー
    ジに前記転置の逆写像の転置を施して第２の領域の通信
    メッセージを復号化することを特徴とするストリーム暗
    号による通信方法。
  16. 【請求項１６】前記送信装置及び受信装置にそれぞれ備
    えられた乱数発生器から、発生される乱数の周期を超え
    て、それぞれ乱数を取り出すことを特徴とする請求項１
    ５に記載のストリーム暗号による通信方法。
  17. 【請求項１７】通信メッセージの先頭から所定のビット
    長を第１の領域の通信メッセージとし、前記通信メッセ
    ージの所定のビット長を超える部分を第２の領域の通信
    メッセージとする通信メッセージの分割を行い、 第１の領域の通信メッセージに対しては公開鍵暗号によ
    り、第２の領域の通信メッセージに対してはストリーム
    暗号により、それぞれ送信装置から受信装置へ通信する
    通信方法であって、 前記送信装置は、 前記乱数の所定ビット長と等しいブロック長を有する転
    置情報を前記受信装置の公開鍵により暗号化した暗号化
    転置情報を生成し、 第１の領域の通信メッセージを前記転置情報に基づいて
    転置した第１の転置メッセージを前記受信装置の公開鍵
    により暗号化して、第１の暗号化メッセージを生成し、 第２の領域の通信メッセージに該当する前記分割前の通
    信メッセージの各ビットに対しては、前記転置情報に基
    づいて、これらの通信メッセージを構成する各ビットを
    前記転置のブロック長の単位毎に転置を施した第２の転
    置メッセージの各ビットと、前記通信メッセージの該ビ
    ット位置から前記乱数の所定ビット長を減じたビット位
    置の第１の通信メッセージの各ビットと、をそれぞれ互
    いに排他的論理和演算することにより、第２の暗号化メ
    ッセージを生成し、 前記暗号化転置情報と第１の暗号化メッセージと第２の
    暗号化メッセージとを連接して送信し、 前記受信装置は、 自らの秘密鍵により、前記暗号化転置情報及び第１の暗
    号化メッセージからそれぞれ前記転置情報及び第１の転
    置メッセージを復号化し、この第１の転置メッセージに
    前記転置の逆写像の転置を施して第１の領域の通信メッ
    セージを復号化し、 第２の暗号化メッセージの各ビットに対しては、これら
    の各ビットと、該ビット位置が対応する通信メッセージ
    のビット位置から前記所定のビット長を減じたビット位
    置の復号化された通信メッセージの各ビットと、をそれ
    ぞれ互いに排他的論理和演算することにより、第２の領
    域の通信メッセージを復号化することを特徴とするスト
    リーム暗号による通信方法。
  18. 【請求項１８】前記第１の領域の通信メッセージのビッ
    ト数は、前記公開鍵暗号により１度に暗号化可能なビッ
    ト数を超えるビット数であり、それぞれ複数回の暗号化
    及び復号化によって第１の領域の通信メッセージの暗号
    化及び復号化が行われることを特徴とする請求項１７に
    記載のストリーム暗号による通信方法。
  19. 【請求項１９】前記排他的論理和演算を行う処理を、複
    数ビット並列して実行させることを特徴とする請求項１
    ないし請求項１８のいずれか１項に記載のストリーム暗
    号による通信方法。
  20. 【請求項２０】前記第２の領域の通信メッセージを暗号
    化または復号化するための排他的論理和演算の処理は、
    少なくとも一方の演算対象データを前記第１の領域の通
    信メッセージのビット数だけシフトする動作を含むこと
    を特徴とする請求項１ないし請求項１９のいずれか１項
    に記載の、ストリーム暗号による通信方法。
  21. 【請求項２１】送信装置と受信装置との間で所定のビッ
    ト長の乱数を共有させる乱数共有化手段と、 通信メッセージの先頭ビットから前記乱数の所定ビット
    長に等しい長さの各ビットに対しては、前記乱数の先頭
    ビットから所定ビット長までの各ビットと排他的論理和
    演算し、前記乱数の所定ビット長を超える前記通信メッ
    セージの各ビットに対しては、該ビット位置から前記乱
    数の所定ビット長を減じたビット位置の前記通信メッセ
    ージの各ビットと排他的論理和演算することにより暗号
    化メッセージを生成する暗号化手段を備えた送信装置
    と、 前記暗号化メッセージの先頭ビットから前記乱数の所定
    ビット長に等しい長さの各ビットに対しては、前記乱数
    の先頭ビットから所定ビット長までの各ビットと排他的
    論理和演算し、前記乱数の所定ビット長を超える前記暗
    号化メッセージの各ビットに対しては、該ビット位置か
    ら前記乱数の所定ビット長を減じたビット位置の前記暗
    号化メッセージの各ビットと排他的論理和演算すること
    により復号化メッセージを得る復号化手段を備えた受信
    装置と、 を備えたことを特徴とするストリーム暗号による通信シ
    ステム。
  22. 【請求項２２】前記乱数共有化手段は、 前記送信装置と前記受信装置との間で、それぞれ個別に
    生成された異なる乱数に基づいて生成された情報を互い
    に交換し、この交換された情報及び前記個別に生成され
    た異なる乱数に基づいて、前記送信装置及び前記受信装
    置がそれぞれ同一の共有乱数を生成するものであること
    を特徴とする請求項２１に記載のストリーム暗号による
    通信システム。
  23. 【請求項２３】前記乱数共有化手段は、 前記受信装置の公開鍵により公開鍵暗号化された乱数を
    送信装置より送信する公開鍵暗号化手段と、 この公開鍵暗号化された乱数を受信し受信装置自身の秘
    密鍵により乱数を復号化する公開鍵復号化手段と、 を備えたものであることを特徴とする請求項２１に記載
    のストリーム暗号による通信システム。
  24. 【請求項２４】前記乱数共有化手段は、 前記送信装置に設けられた乱数発生アルゴリズム及びま
    たは乱数の初期値を設定可能な第１の乱数発生器と、 前記乱数発生アルゴリズム及びまたは乱数の初期値を前
    記受信装置の公開鍵により公開鍵暗号化する公開鍵暗号
    化手段と、 この公開鍵暗号化された乱数発生アルゴリズム及びまた
    は乱数の初期値を受信装置自身の秘密鍵により復号化す
    る公開鍵復号化手段と、 前記受信装置に設けられ、この復号化された乱数発生ア
    ルゴリズム及びまたは乱数の初期値を設定可能な第２の
    乱数発生器と、 を備えたことを特徴とする請求項２１に記載のストリー
    ム暗号による通信システム。
  25. 【請求項２５】それぞれ乱数の初期値を構成するビット
    の値が外部より設定される複数ビットのシフトレジスタ
    と、 このシフトレジスタの各ビットから新たな乱数を生成す
    るためのビットを指定するための値が乱数発生アルゴリ
    ズムとして外部より設定される制御レジスタと、 前記制御レジスタの値により指定されたシフトレジスタ
    のビット間で排他的論理和演算を行い、その結果をシフ
    トレジスタに入力する排他的論理和回路と、 を備えた乱数発生器を送信装置及び受信装置がそれぞれ
    備えてなり、 両装置の乱数発生器が互いに等しい乱数を生成すること
    を特徴とするストリーム暗号による通信システム。
  26. 【請求項２６】前記送信装置は、 転置情報に基づいて、前記乱数の所定ビット長に等しい
    ブロック長を有するブロック単位に前記通信メッセージ
    のビット位置を入れ替える第１の転置手段と、 前記転置情報を受信装置の公開鍵により暗号化し暗号化
    転置情報を生成する公開鍵暗号化手段と、をさらに備え
    てなり、 前記受信装置は、 自身の秘密鍵により前記暗号化転置情報を復号化し転置
    情報を生成する公開鍵復号化手段と、 この復号化された転置情報に基づいて、該転置情報の示
    す転置の逆写像を前記復号化メッセージに施す第２の転
    置手段と、 を備えたことを特徴とする請求項２１に記載のストリー
    ム暗号による通信システム。
  27. 【請求項２７】前記暗号化手段または前記復号化手段
    は、 共有乱数が初期状態として設定されるとともにシフトイ
    ン入力に通信メッセージまたは暗号化メッセージの直列
    供給源が接続されたシフトレジスタと、 このシフトレジスタのシフトアウト出力に一方の入力が
    接続され、前記通信メッセージまたは暗号化メッセージ
    の直列供給源に他方の入力が接続され、その出力が暗号
    化メッセージまたは復号化された通信メッセージとなる
    ２入力排他的論理和回路と、 を備えたことを特徴とする請求項２１に記載のストリー
    ム暗号による通信システム。
  28. 【請求項２８】前記シフトレジスタまたは該シフトレジ
    スタ及び前記排他的論理和回路を備えた回路が単一の集
    積回路に集積化されたことを特徴とする請求項２７に記
    載のストリーム暗号による通信システム。
  29. 【請求項２９】前記暗号化手段及びまたは前記復号化手
    段は、 前記排他的論理和演算を複数ビット並列に行う演算器を
    備えたことを特徴とする請求項２１に記載のストリーム
    暗号による通信システム。
  30. 【請求項３０】所定のビット幅で順次供給される第１の
    データを一時保持する第１の保持手段と、前記所定のビ
    ット幅の第２のデータまたは第１の保持手段に保持され
    たデータを一時保持する第２の保持手段と、第１及び第
    ２の保持手段の内容をそれぞれビット毎に排他的論理和
    演算を行う前記所定ビット幅の並列演算器と、を備えた
    回路を単一の集積回路に集積化したことを特徴とするス
    トリーム暗号による通信システム。
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