JPH1173101A - 高速ブロック暗号化方法，及び，コンピュータで使用可能な媒体 - Google Patents
高速ブロック暗号化方法，及び，コンピュータで使用可能な媒体Info
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- JPH1173101A JPH1173101A JP10175844A JP17584498A JPH1173101A JP H1173101 A JPH1173101 A JP H1173101A JP 10175844 A JP10175844 A JP 10175844A JP 17584498 A JP17584498 A JP 17584498A JP H1173101 A JPH1173101 A JP H1173101A
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Abstract
(57)【要約】
【課題】 高差分解読法，差分解読法，線形解読法に対
して安全性を保障することが可能な高速暗号化アルゴリ
ズムを提供する。 【解決手段】 ８ビット単位で分割されたサブブロック
が２５６＊８のＳ−ボックスを介しながらその線形性と
差分均一性が下がって出力されるようにしている。同時
に，隣り合うＳ−ボックスの入力データブロックにも影
響を与えるようにし，ブロックは一個ずつ右側に移動し
ながら次のラウンドで影響を与え全体的に１６ラウンド
を通る全体データブロックに対して影響を及ぼす。Ｓ−
ボックスを通過したデータが低い線形性と低い差分均一
性を持つため，差分解読法，線型解読法に対する安定性
を保障する事ができ，暗号化網の安定性を基にしてＳ−
ボックスの函数を限定しないで，可能な限り良いＳ−ボ
ックスを選択的に使用する事ができ，暗号化速度を上げ
ることができる。
して安全性を保障することが可能な高速暗号化アルゴリ
ズムを提供する。 【解決手段】 ８ビット単位で分割されたサブブロック
が２５６＊８のＳ−ボックスを介しながらその線形性と
差分均一性が下がって出力されるようにしている。同時
に，隣り合うＳ−ボックスの入力データブロックにも影
響を与えるようにし，ブロックは一個ずつ右側に移動し
ながら次のラウンドで影響を与え全体的に１６ラウンド
を通る全体データブロックに対して影響を及ぼす。Ｓ−
ボックスを通過したデータが低い線形性と低い差分均一
性を持つため，差分解読法，線型解読法に対する安定性
を保障する事ができ，暗号化網の安定性を基にしてＳ−
ボックスの函数を限定しないで，可能な限り良いＳ−ボ
ックスを選択的に使用する事ができ，暗号化速度を上げ
ることができる。
Description
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は，データ暗号化方法
（ｄａｔａ ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ ｍｅｔｈｏｄ）
と，差分解読法（ｄｉｆｆｅｒｅｎｔａｌ ｃｒｙｐｔ
ａｎａｌｙｓｉｓ），線形解読法（ｌｉｎｅａｒ ｃｒ
ｙｐｔａｎａｌｙｓｉｓ），高階差分解読法（ｈｉｇｈ
ｅｒ−ｏｒｄｅｒ ｄｉｆｆｅｒｅｎｔｉａｌ ｃｒｙ
ｐｔａｎａｌｙｓｉｓ）等に対して安全性を保障する高
速ブロック暗号化アルゴリズム（ｆａｓｔ ｂｌｏｃｋ
ｃｉｐｈｅｒ ａｌｇｏｒｉｔｈｍ），及び，コンピ
ュータで使用可能な媒体にかかり，特に，従来のブロッ
ク暗号化アルゴリズムと比較して，速く遂行でき，かつ
簡単に実現できるブロック暗号化アルゴリズムに関す
る。
（ｄａｔａ ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ ｍｅｔｈｏｄ）
と，差分解読法（ｄｉｆｆｅｒｅｎｔａｌ ｃｒｙｐｔ
ａｎａｌｙｓｉｓ），線形解読法（ｌｉｎｅａｒ ｃｒ
ｙｐｔａｎａｌｙｓｉｓ），高階差分解読法（ｈｉｇｈ
ｅｒ−ｏｒｄｅｒ ｄｉｆｆｅｒｅｎｔｉａｌ ｃｒｙ
ｐｔａｎａｌｙｓｉｓ）等に対して安全性を保障する高
速ブロック暗号化アルゴリズム（ｆａｓｔ ｂｌｏｃｋ
ｃｉｐｈｅｒ ａｌｇｏｒｉｔｈｍ），及び，コンピ
ュータで使用可能な媒体にかかり，特に，従来のブロッ
ク暗号化アルゴリズムと比較して，速く遂行でき，かつ
簡単に実現できるブロック暗号化アルゴリズムに関す
る。
【０００２】
【従来の技術】従来のブロック暗号化アルゴリズムは，
直観的なあるいは実質的な暗号化設計者の実務的な経験
を通してできあがる。こうした理由から安全性に対する
多くの実験が必要とされる。
直観的なあるいは実質的な暗号化設計者の実務的な経験
を通してできあがる。こうした理由から安全性に対する
多くの実験が必要とされる。
【０００３】最も広く知られているブロック暗号化アル
ゴリズムは，１９７７年現在アメリカ標準技術研究所
（Ｕｎｉｔｅｄ Ｓｔａｔｅｓ Ｓｔａｎｄａｒｄ Ｔ
ｅｃｈｎｏｌｏｇｙ Ｏｆｆｉｃｅ：ＵＳＳＴ）の前身
であるアメリカ標準局（Ｕｎｉｔｅｄ Ｓｔａｔｅｓ
Ｄａｔａ Ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ Ｓｔａｎｄａｒｄ：
ＵＳＤＰＳ）によってアメリカ連邦情報処理標準４６
（ＦＩＰＳ ＰＵＢ４６）に採択されたＤＥＳ（Ｄａｔ
ａ Ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ Ｓｔａｎｄａｒｄ）に基づ
いている。ＤＥＳはブロック暗号である。これは６４ビ
ットブロックの集合にデータを暗号化する。
ゴリズムは，１９７７年現在アメリカ標準技術研究所
（Ｕｎｉｔｅｄ Ｓｔａｔｅｓ Ｓｔａｎｄａｒｄ Ｔ
ｅｃｈｎｏｌｏｇｙ Ｏｆｆｉｃｅ：ＵＳＳＴ）の前身
であるアメリカ標準局（Ｕｎｉｔｅｄ Ｓｔａｔｅｓ
Ｄａｔａ Ｐｒｏｃｅｓｓｉｎｇ Ｓｔａｎｄａｒｄ：
ＵＳＤＰＳ）によってアメリカ連邦情報処理標準４６
（ＦＩＰＳ ＰＵＢ４６）に採択されたＤＥＳ（Ｄａｔ
ａ Ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ Ｓｔａｎｄａｒｄ）に基づ
いている。ＤＥＳはブロック暗号である。これは６４ビ
ットブロックの集合にデータを暗号化する。
【０００４】平文（ｐｌａｉｎ ｔｅｘｔ），すなわち
暗号化されていない文の６４ビットブロックはアルゴリ
ズムのある部分では入力として使われ，暗号化文（ｃｉ
ｐｈｅｒ ｔｅｘｔ）の６４ビットブロックは別の部分
では出力になる。従って，ＤＥＳは対称的なアルゴリズ
ムである。
暗号化されていない文の６４ビットブロックはアルゴリ
ズムのある部分では入力として使われ，暗号化文（ｃｉ
ｐｈｅｒ ｔｅｘｔ）の６４ビットブロックは別の部分
では出力になる。従って，ＤＥＳは対称的なアルゴリズ
ムである。
【０００５】同じアルゴリズムとキー（ｋｅｙ）は，キ
ースケジューリング（ｋｅｙ ｓｃｈｅｄｕｌｉｎｇ）
におけるわずかな差を除けば，暗号化と解読化に同じく
使用される。キーの大きさは５６ビットである。キーは
一般的に６４ビットの数字で表現され，そのうち８ビッ
トは，パリティ検査（ｐａｒｉｔｙ ｃｈｅｃｋｉｎ
ｇ）に使われるためである。パリティ検査に使われる８
ビットは暗号化／解読化が行われる間は無視される。パ
リティビットの８ビットは，キーバイトのうち最も価値
のないビットである。キーは任意の５６ビット数字にで
き，いつでも変える事ができる。いくつかの数字は弱い
キー（ｗｅａｋ ｋｅｙ）であると思われるが，これら
の弱いキーは簡単に避ける事ができる。それはあらゆる
安全性はそのキーの内にあるためである。
ースケジューリング（ｋｅｙ ｓｃｈｅｄｕｌｉｎｇ）
におけるわずかな差を除けば，暗号化と解読化に同じく
使用される。キーの大きさは５６ビットである。キーは
一般的に６４ビットの数字で表現され，そのうち８ビッ
トは，パリティ検査（ｐａｒｉｔｙ ｃｈｅｃｋｉｎ
ｇ）に使われるためである。パリティ検査に使われる８
ビットは暗号化／解読化が行われる間は無視される。パ
リティビットの８ビットは，キーバイトのうち最も価値
のないビットである。キーは任意の５６ビット数字にで
き，いつでも変える事ができる。いくつかの数字は弱い
キー（ｗｅａｋ ｋｅｙ）であると思われるが，これら
の弱いキーは簡単に避ける事ができる。それはあらゆる
安全性はそのキーの内にあるためである。
【０００６】端的に言えば，アルゴリズムは，暗号化の
２つの基本的な技術，すなわち，混沌（ｃｏｎｆｕｓｉ
ｏｎ）と拡散（ｄｉｆｆｕｓｉｏｎ）の結合にすぎな
い。ＤＥＳの基本的な構成ブロックは，混沌と拡散の結
合の１つである。すなわち，キーに基づく並び替えとそ
れに続く置換である。これは通常ラウンド（ｒｏｕｎ
ｄ）と称される。
２つの基本的な技術，すなわち，混沌（ｃｏｎｆｕｓｉ
ｏｎ）と拡散（ｄｉｆｆｕｓｉｏｎ）の結合にすぎな
い。ＤＥＳの基本的な構成ブロックは，混沌と拡散の結
合の１つである。すなわち，キーに基づく並び替えとそ
れに続く置換である。これは通常ラウンド（ｒｏｕｎ
ｄ）と称される。
【０００７】ＤＥＳは１６のラウンドを持つ。ここでラ
ウンドとは，上記暗号化の２つの基本的な技術である混
沌と拡散の技術を適用する一単位である。すなわち，１
６のラウンドを持つとは，平文に対して同じ技術等の結
合を１６回適用するということである。ＤＥＳアルゴリ
ズムは最大６４ビットに対して標準的な数学的及び論理
的演算だけ使う。かかる演算は，１９７０年後半期のハ
ードウェア技術で簡単に実現する事ができた。アルゴリ
ズムは反復的な特性を有するので，特殊な用途のチップ
に理想的に使用できるようになった。初期のソフトウェ
アの実現は粗末なものであったが，現在ではかなり改善
されている。
ウンドとは，上記暗号化の２つの基本的な技術である混
沌と拡散の技術を適用する一単位である。すなわち，１
６のラウンドを持つとは，平文に対して同じ技術等の結
合を１６回適用するということである。ＤＥＳアルゴリ
ズムは最大６４ビットに対して標準的な数学的及び論理
的演算だけ使う。かかる演算は，１９７０年後半期のハ
ードウェア技術で簡単に実現する事ができた。アルゴリ
ズムは反復的な特性を有するので，特殊な用途のチップ
に理想的に使用できるようになった。初期のソフトウェ
アの実現は粗末なものであったが，現在ではかなり改善
されている。
【０００８】ＤＥＳは，平文の６４ビットに作用する。
初期順列（ｉｎｉｔｉａｌ ｐｅｒｍｕｔａｔｉｏｎ）
の後に，上記のブロックは各３２ビットの長さで左右半
分ずつ分けられる。そして，１６ラウンドの函数ｆによ
る同一の演算が行われる。函数ｆではデータがキーに結
合される。上記１６番目のラウンドの後に右側のブロッ
クと左側のブロックは１つに結合される。そして最後の
置換として，最初の置換の逆置換を行うことによりアル
ゴリズムを終える。
初期順列（ｉｎｉｔｉａｌ ｐｅｒｍｕｔａｔｉｏｎ）
の後に，上記のブロックは各３２ビットの長さで左右半
分ずつ分けられる。そして，１６ラウンドの函数ｆによ
る同一の演算が行われる。函数ｆではデータがキーに結
合される。上記１６番目のラウンドの後に右側のブロッ
クと左側のブロックは１つに結合される。そして最後の
置換として，最初の置換の逆置換を行うことによりアル
ゴリズムを終える。
【０００９】各ラウンドでキービットはシフトされ，４
８ビットはキーの５６ビットから選択される。データの
右側の半分は，拡張順列（ｅｘｐａｎｓｉｏｎ ｐｅｒ
ｍｕｔａｔｉｏｎ）を経由して４８ビットに拡張され，
排他的論理和演算を経由して遷移され順列キーの４８ビ
ットと結合された次の８つのＳ−ｂｏｘを通して新しい
３２ビットを作り再び順列処理をするように送られる。
上記の４つの段階はラウンド函数ｆを構成する。函数ｆ
の出力は，他の排他的論理和演算を経由して左側の半分
と結合する。上記の演算の結果は新しい右側の半分にな
り以前の右側の半分は新しい左側の半分になる。上記の
演算は１６回反復され，ＤＥＳの１６ラウンドを作る。
８ビットはキーの５６ビットから選択される。データの
右側の半分は，拡張順列（ｅｘｐａｎｓｉｏｎ ｐｅｒ
ｍｕｔａｔｉｏｎ）を経由して４８ビットに拡張され，
排他的論理和演算を経由して遷移され順列キーの４８ビ
ットと結合された次の８つのＳ−ｂｏｘを通して新しい
３２ビットを作り再び順列処理をするように送られる。
上記の４つの段階はラウンド函数ｆを構成する。函数ｆ
の出力は，他の排他的論理和演算を経由して左側の半分
と結合する。上記の演算の結果は新しい右側の半分にな
り以前の右側の半分は新しい左側の半分になる。上記の
演算は１６回反復され，ＤＥＳの１６ラウンドを作る。
【００１０】差分暗号解読，線形暗号解読そして高差分
暗号解読に基づいてＤＥＳは攻撃を受けることがある。
すなわち，差分暗号解読を経由して選択された２４７の
暗号文や，線形暗号解読を経由することで知られている
２４３の暗号文の使用によって，ＤＥＳは攻撃を受ける
ことがある。
暗号解読に基づいてＤＥＳは攻撃を受けることがある。
すなわち，差分暗号解読を経由して選択された２４７の
暗号文や，線形暗号解読を経由することで知られている
２４３の暗号文の使用によって，ＤＥＳは攻撃を受ける
ことがある。
【００１１】当然に上記暗号解読法に対しては多くの暗
号化アルゴリズムが適用されている。そして上述した差
分暗号解読と線形暗号解読の攻撃に抵抗する暗号化アル
ゴリズムは安定性を保障するだろうと思いついたのであ
る。この安定性において，差分暗号解読と線形暗号解読
に対する防御の理論的・論理的な証明方法による暗号化
アルゴリズムを構成することにより開発されている付加
的な安定性があるのだが，この暗号化アルゴリズムは非
常に難しい。
号化アルゴリズムが適用されている。そして上述した差
分暗号解読と線形暗号解読の攻撃に抵抗する暗号化アル
ゴリズムは安定性を保障するだろうと思いついたのであ
る。この安定性において，差分暗号解読と線形暗号解読
に対する防御の理論的・論理的な証明方法による暗号化
アルゴリズムを構成することにより開発されている付加
的な安定性があるのだが，この暗号化アルゴリズムは非
常に難しい。
【００１２】上記課題を解決するための最初の試みは日
本のＭＩＳＴＹアルゴリズムである。ＭＩＳＴＹアルゴ
リズムでは，７ビットと９ビットで構成されたＳ−ボッ
クスは簡単な代数の形式を持つ。しかし，ＭＩＳＴＹア
ルゴリズムは，その遂行に複雑な回帰構造（ｒｅｃｕｒ
ｓｉｖｅ ｓｔｒｕｃｔｕｒｅ）が必要であるという問
題があった。
本のＭＩＳＴＹアルゴリズムである。ＭＩＳＴＹアルゴ
リズムでは，７ビットと９ビットで構成されたＳ−ボッ
クスは簡単な代数の形式を持つ。しかし，ＭＩＳＴＹア
ルゴリズムは，その遂行に複雑な回帰構造（ｒｅｃｕｒ
ｓｉｖｅ ｓｔｒｕｃｔｕｒｅ）が必要であるという問
題があった。
【００１３】
【発明が解決しようとする課題】本発明は，従来の高速
ブロック暗号化アルゴリズムが有する上記問題点に鑑み
てなされたものであり，本発明の目的は，高差分解読法
と差分解読法そして線形解読法に対して安全性を保障す
ることの可能な新規かつ改良された高速ブロック暗号化
アルゴリズムを提供することである。
ブロック暗号化アルゴリズムが有する上記問題点に鑑み
てなされたものであり，本発明の目的は，高差分解読法
と差分解読法そして線形解読法に対して安全性を保障す
ることの可能な新規かつ改良された高速ブロック暗号化
アルゴリズムを提供することである。
【００１４】
【課題を解決するための手段】上記課題を解決するた
め，請求項１の記載によれば，フレキシブル暗号化ブロ
ック（ｆｌｅｘｉｂｌｅ ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ ｂｌ
ｏｃｋ）がデータストリーム（ｄａｔａ ｓｔｒｅａ
ｍ）を２Ｎバイトのデータブロックに分け，前記ブロッ
クを２つの部分に半分ずつ分ける工程と；前記ブロック
の２番目の部分とＭバイトラウンドキー（ｒｏｕｎｄ
ｋｅｙ）に対して排他的論理和演算を実行する工程と；
前記排他的論理和演算の実行結果をＬ個の８ビットブロ
ックに分けて，最初のブロックを最初のＳ−ｂｏｘに送
り，その他のブロックを対応するＳ−ｂｏｘに送った後
に，Ｌ−１個のＳ−ｂｏｘの出力データと最初のＳ−ｂ
ｏｘの出力データを結合する工程と；前記Ｓ−ｂｏｘの
各出力を左側に８ビット回転させる工程と；前記回転さ
れた結果を新しい２番目の部分に送り以前の２番目の部
分を新しい１番目の部分に送る工程と；を含むキースケ
ジューリングアルゴリズム（ｋｅｙ ｓｃｈｅｄｕｌｉ
ｎｇ ａｌｇｏｒｉｔｈｍ）を含むことを特徴とする，
高速ブロック暗号化方法が提供される。
め，請求項１の記載によれば，フレキシブル暗号化ブロ
ック（ｆｌｅｘｉｂｌｅ ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ ｂｌ
ｏｃｋ）がデータストリーム（ｄａｔａ ｓｔｒｅａ
ｍ）を２Ｎバイトのデータブロックに分け，前記ブロッ
クを２つの部分に半分ずつ分ける工程と；前記ブロック
の２番目の部分とＭバイトラウンドキー（ｒｏｕｎｄ
ｋｅｙ）に対して排他的論理和演算を実行する工程と；
前記排他的論理和演算の実行結果をＬ個の８ビットブロ
ックに分けて，最初のブロックを最初のＳ−ｂｏｘに送
り，その他のブロックを対応するＳ−ｂｏｘに送った後
に，Ｌ−１個のＳ−ｂｏｘの出力データと最初のＳ−ｂ
ｏｘの出力データを結合する工程と；前記Ｓ−ｂｏｘの
各出力を左側に８ビット回転させる工程と；前記回転さ
れた結果を新しい２番目の部分に送り以前の２番目の部
分を新しい１番目の部分に送る工程と；を含むキースケ
ジューリングアルゴリズム（ｋｅｙ ｓｃｈｅｄｕｌｉ
ｎｇ ａｌｇｏｒｉｔｈｍ）を含むことを特徴とする，
高速ブロック暗号化方法が提供される。
【００１５】また，請求項２の記載によれば，Ｎバイト
データをＭ個の８ビットブロックに分ける工程と；任意
の隣接した２つのブロックを排他的論理和演算と２５６
モジュラ和（ｍｏｄｕｌａｒ−ａｄｄｉｔｉｏｎ）のう
ち１つを通して結合する工程と；前記工程で結合された
結果と無理数とを排他的論理和演算で結合する工程と；
前記排他的論理和演算で結合された結果を左側に５ビッ
ト回転演算させる工程と；１２８シードキー（ｓｅｅｄ
ｋｅｙ）からラウンドキーを生成する工程と；を含む
キースケジューリングアルゴリズム（ｋｅｙ ｓｃｈｅ
ｄｕｌｉｎｇａｌｇｏｒｉｔｈｍ）を含むことを特徴と
する，高速ブロック暗号化方法が提供される。
データをＭ個の８ビットブロックに分ける工程と；任意
の隣接した２つのブロックを排他的論理和演算と２５６
モジュラ和（ｍｏｄｕｌａｒ−ａｄｄｉｔｉｏｎ）のう
ち１つを通して結合する工程と；前記工程で結合された
結果と無理数とを排他的論理和演算で結合する工程と；
前記排他的論理和演算で結合された結果を左側に５ビッ
ト回転演算させる工程と；１２８シードキー（ｓｅｅｄ
ｋｅｙ）からラウンドキーを生成する工程と；を含む
キースケジューリングアルゴリズム（ｋｅｙ ｓｃｈｅ
ｄｕｌｉｎｇａｌｇｏｒｉｔｈｍ）を含むことを特徴と
する，高速ブロック暗号化方法が提供される。
【００１６】また，請求項３の記載によれば，コンピュ
ータで使用可能な媒体において：フレキシブル暗号化ブ
ロックがデータストリームを２Ｎバイトのデータブロッ
クに分け，前記ブロックを２つの部分に半分ずつ分ける
工程と；前記工程で分けられたブロックの２番目の部分
とＭバイトラウンドキー（ｒｏｕｎｄ ｋｅｙ）に対し
て排他的論理和演算を実行する工程と；前記排他的論理
和の実行結果をＬ個の８ビットブロックに分けて，最初
のブロックを最初のＳ−ｂｏｘに送り，その他のブロッ
クを対応するＳ−ｂｏｘに送った後に，Ｌ−１個のＳ−
ｂｏｘの出力データと最初のＳ−ｂｏｘの出力データを
結合する工程と；前記Ｓ−ｂｏｘの各出力を左側に８ビ
ット回転させる工程と；前記回転された結果を新しい２
番目の部分に送り以前の２番目の部分を新しい１番目の
部分に送る工程と；を遂行する機械によって実行できる
コンピュータプログラムが，所定数の増大階層（ｅｎｈ
ａｎｃｅｍｅｎｔ ｌａｙｅｒ）と１つのベースの階層
を持つ階層化されたデータストリームにオーディオ信号
を暗号化するため前記媒体の上に実現されたことを特徴
とする，コンピュータで使用可能な媒体が提供される。
ータで使用可能な媒体において：フレキシブル暗号化ブ
ロックがデータストリームを２Ｎバイトのデータブロッ
クに分け，前記ブロックを２つの部分に半分ずつ分ける
工程と；前記工程で分けられたブロックの２番目の部分
とＭバイトラウンドキー（ｒｏｕｎｄ ｋｅｙ）に対し
て排他的論理和演算を実行する工程と；前記排他的論理
和の実行結果をＬ個の８ビットブロックに分けて，最初
のブロックを最初のＳ−ｂｏｘに送り，その他のブロッ
クを対応するＳ−ｂｏｘに送った後に，Ｌ−１個のＳ−
ｂｏｘの出力データと最初のＳ−ｂｏｘの出力データを
結合する工程と；前記Ｓ−ｂｏｘの各出力を左側に８ビ
ット回転させる工程と；前記回転された結果を新しい２
番目の部分に送り以前の２番目の部分を新しい１番目の
部分に送る工程と；を遂行する機械によって実行できる
コンピュータプログラムが，所定数の増大階層（ｅｎｈ
ａｎｃｅｍｅｎｔ ｌａｙｅｒ）と１つのベースの階層
を持つ階層化されたデータストリームにオーディオ信号
を暗号化するため前記媒体の上に実現されたことを特徴
とする，コンピュータで使用可能な媒体が提供される。
【００１７】また，請求項４の記載によれば，コンピュ
ータで使用可能な媒体において：ＮバイトデータをＭ個
の８ビットブロックに分ける工程と；任意の隣接した２
つのブロックを排他的論理和演算と２５６モジュラ和
（ｍｏｄｕｌａｒ−ａｄｄｉｔｉｏｎ）のうち１つを通
して結合する工程と；前記工程で結合された結果と無理
数とを排他的論理和演算で結合する工程と；前記排他的
論理和演算で結合された結果を左側に５ビット回転演算
させる工程と；１２８シードキー（ｓｅｅｄ ｋｅｙ）
からラウンドキーを生成する工程と；を遂行する機械に
よって実行できるコンピュータプログラムが，所定数の
増大階層（ｅｎｈａｎｃｅｍｅｎｔ ｌａｙｅｒ）と１
つのベースの階層を持つ階層化されたデータストリーム
にオーディオ信号を暗号化するため前記媒体の上に実現
されたことを特徴とする，コンピュータで使用可能な媒
体が提供される。
ータで使用可能な媒体において：ＮバイトデータをＭ個
の８ビットブロックに分ける工程と；任意の隣接した２
つのブロックを排他的論理和演算と２５６モジュラ和
（ｍｏｄｕｌａｒ−ａｄｄｉｔｉｏｎ）のうち１つを通
して結合する工程と；前記工程で結合された結果と無理
数とを排他的論理和演算で結合する工程と；前記排他的
論理和演算で結合された結果を左側に５ビット回転演算
させる工程と；１２８シードキー（ｓｅｅｄ ｋｅｙ）
からラウンドキーを生成する工程と；を遂行する機械に
よって実行できるコンピュータプログラムが，所定数の
増大階層（ｅｎｈａｎｃｅｍｅｎｔ ｌａｙｅｒ）と１
つのベースの階層を持つ階層化されたデータストリーム
にオーディオ信号を暗号化するため前記媒体の上に実現
されたことを特徴とする，コンピュータで使用可能な媒
体が提供される。
【００１８】
【発明の実施の形態】以下に添付図面を参照しながら，
本発明にかかる高速ブロック暗号化アルゴリズムの好適
な実施の形態について詳細に説明する。なお，本明細書
及び図面において，実質的に同一の機能構成を有する構
成要素については，同一の符号を付することにより重複
説明を省略する。
本発明にかかる高速ブロック暗号化アルゴリズムの好適
な実施の形態について詳細に説明する。なお，本明細書
及び図面において，実質的に同一の機能構成を有する構
成要素については，同一の符号を付することにより重複
説明を省略する。
【００１９】本発明は，差分解読法及び線形解読法の攻
撃に対する安全性を保障し，さらに，高差分解読法の安
全性をも保障する高速暗号化アルゴリズムを提供する。
以下では，ＳＮＡＫＥと称されるアルゴリズムについて
説明する。ＳＮＡＫＥアルゴリズムは６４ビットブロッ
クでデータを暗号化する。
撃に対する安全性を保障し，さらに，高差分解読法の安
全性をも保障する高速暗号化アルゴリズムを提供する。
以下では，ＳＮＡＫＥと称されるアルゴリズムについて
説明する。ＳＮＡＫＥアルゴリズムは６４ビットブロッ
クでデータを暗号化する。
【００２０】６４ビット平文（ｐｌａｉｎ ｔｅｘｔ）
ブロックがアルゴリズムに入力され６４ビット暗号文字
ブロックが出力される。従ってこれは対称的アルゴリズ
ム（ｓｙｍｍｅｔｒｉｃ ａｌｇｏｒｉｔｈｍ）であ
る。すなわち，キースケジューリング（ｋｅｙ ｓｃｈ
ｅｄｕｌｉｎｇ）において微かな差を除いて，同じアル
ゴリズムとキーは，暗号化と解読化に使用される。シー
ドキー（ｓｅｅｄ ｋｅｙ）の長さは１２８ビットであ
る。データを暗号化または解読化する前に，各ラウンド
（ｒｏｕｎｄ）で使われる１６個のラウンドキーはシー
ドキーからキースケジューリング処理によって決定され
る。本発明の内容は以下の通りである。
ブロックがアルゴリズムに入力され６４ビット暗号文字
ブロックが出力される。従ってこれは対称的アルゴリズ
ム（ｓｙｍｍｅｔｒｉｃ ａｌｇｏｒｉｔｈｍ）であ
る。すなわち，キースケジューリング（ｋｅｙ ｓｃｈ
ｅｄｕｌｉｎｇ）において微かな差を除いて，同じアル
ゴリズムとキーは，暗号化と解読化に使用される。シー
ドキー（ｓｅｅｄ ｋｅｙ）の長さは１２８ビットであ
る。データを暗号化または解読化する前に，各ラウンド
（ｒｏｕｎｄ）で使われる１６個のラウンドキーはシー
ドキーからキースケジューリング処理によって決定され
る。本発明の内容は以下の通りである。
【００２１】（１）キースケジューリング（Ｋｅｙ Ｓ
ｃｈｅｄｕｌｉｎｇ） １２８ビットシードキーＳは，以下のように４つの３２
ビットブロックで分けられる。 Ｓ＝Ｓ４｜｜Ｓ３｜｜Ｓ２｜｜Ｓ１ 右側から１２８ビット整数であるＬＳＢが配列され，連
結される。ここでＳ１とＳ２は，それぞれ１番目及び２
番目のラウンドキーになる。
ｃｈｅｄｕｌｉｎｇ） １２８ビットシードキーＳは，以下のように４つの３２
ビットブロックで分けられる。 Ｓ＝Ｓ４｜｜Ｓ３｜｜Ｓ２｜｜Ｓ１ 右側から１２８ビット整数であるＬＳＢが配列され，連
結される。ここでＳ１とＳ２は，それぞれ１番目及び２
番目のラウンドキーになる。
【００２２】以下では，図１を参照しながら，ＳＮＡＫ
Ｅのラウンド函数の構造を説明する。ブロック１０は，
３２ビットのラウンド入力データＸ＝Ｘ１｜｜Ｘ２｜｜
Ｘ３｜｜Ｘ４とラウンドキーとが排他的論理和演算によ
り結合されることを示している。３２ビットラウンドキ
ーは，上述のキー発生方法によってラウンド函数にスケ
ジュールされたものである。ブロック２０は，３２ビッ
ト入力データＸのうち，８ビットごとに分割されたデー
タのうちの一のデータＸ１を示している。ブロック３０
は排他的論理和演算子を表す。ブロック４０は，８ビッ
ト入力データの８ビット出力データに対する非線形函数
である２５６＊８のＳ−ｂｏｘを表す。ブロック５０
は，Ｓ−ｂｏｘの８ビット出力ブロックからの連結され
た３２ビットデータの１バイト（８ビット）回転を表
す。ブロック６０はラウンド函数からの３２ビット出力
データを表す。
Ｅのラウンド函数の構造を説明する。ブロック１０は，
３２ビットのラウンド入力データＸ＝Ｘ１｜｜Ｘ２｜｜
Ｘ３｜｜Ｘ４とラウンドキーとが排他的論理和演算によ
り結合されることを示している。３２ビットラウンドキ
ーは，上述のキー発生方法によってラウンド函数にスケ
ジュールされたものである。ブロック２０は，３２ビッ
ト入力データＸのうち，８ビットごとに分割されたデー
タのうちの一のデータＸ１を示している。ブロック３０
は排他的論理和演算子を表す。ブロック４０は，８ビッ
ト入力データの８ビット出力データに対する非線形函数
である２５６＊８のＳ−ｂｏｘを表す。ブロック５０
は，Ｓ−ｂｏｘの８ビット出力ブロックからの連結され
た３２ビットデータの１バイト（８ビット）回転を表
す。ブロック６０はラウンド函数からの３２ビット出力
データを表す。
【００２３】以下では，その他のラウンドキーの生成の
ため，３２ビットデータが入力され，同じ長さのデータ
を出力するＳＣＲＯＬ函数について，図２，図３を参照
しながら説明する。図２に示したブロック７０は，ラウ
ンドキーを発生するＳＣＲＯＬ函数に対する３２ビット
入力データブロックＸを示している。ブロック８０は，
３２ビット入力データブロックＸからＳＣＲＯＬ函数へ
の８ビットに分割されたサブデータブロックＸ１を表
す。ブロック９０は，８ビットモジュラ和（ｍｏｄ２５
６）演算子を表す。ブロック１００は排他的論理和演算
子を表す。ブロック１１０は，排他的論理和演算子を通
して３２ビット無理常数（ｃｏｎｓｔａｎｔ ｉｒｒａ
ｔｉｏｎａｌ ｎｕｍｂｅｒ）ＧＮ（Ｇｏｌｄｅｎ Ｎ
ｕｍｂｅｒ）と結合する過程を表す。ここでＧＮは任意
のビット列でのと同じ特性を持つ。ブロック１２０は，
以前の段階の３２ビットデータの５ビット左側回転を表
す。ブロック１３０はＳＣＲＯＬ函数からの最終的な３
２ビット出力データを表す。
ため，３２ビットデータが入力され，同じ長さのデータ
を出力するＳＣＲＯＬ函数について，図２，図３を参照
しながら説明する。図２に示したブロック７０は，ラウ
ンドキーを発生するＳＣＲＯＬ函数に対する３２ビット
入力データブロックＸを示している。ブロック８０は，
３２ビット入力データブロックＸからＳＣＲＯＬ函数へ
の８ビットに分割されたサブデータブロックＸ１を表
す。ブロック９０は，８ビットモジュラ和（ｍｏｄ２５
６）演算子を表す。ブロック１００は排他的論理和演算
子を表す。ブロック１１０は，排他的論理和演算子を通
して３２ビット無理常数（ｃｏｎｓｔａｎｔ ｉｒｒａ
ｔｉｏｎａｌ ｎｕｍｂｅｒ）ＧＮ（Ｇｏｌｄｅｎ Ｎ
ｕｍｂｅｒ）と結合する過程を表す。ここでＧＮは任意
のビット列でのと同じ特性を持つ。ブロック１２０は，
以前の段階の３２ビットデータの５ビット左側回転を表
す。ブロック１３０はＳＣＲＯＬ函数からの最終的な３
２ビット出力データを表す。
【００２４】図３に示したブロック１４０は，ラウンド
キー発生過程のため３２ビットサブブロックＳ１，Ｓ
２，Ｓ３，Ｓ４に分割される１２８ビットシードキーＳ
を表す。ブロック１５０は，１２８ビットシードキーＳ
から３２ビットに分割されたサブシードキーブロックＳ
１，Ｓ２，Ｓ３，Ｓ４を表す。ブロック１６０は，キー
発生過程によって発生されたラウンドキーＫ１〜Ｋ８を
表す。なお，ラウンドキーＫｉは３２ビットのｉ番目の
ラウンドキーを表す。
キー発生過程のため３２ビットサブブロックＳ１，Ｓ
２，Ｓ３，Ｓ４に分割される１２８ビットシードキーＳ
を表す。ブロック１５０は，１２８ビットシードキーＳ
から３２ビットに分割されたサブシードキーブロックＳ
１，Ｓ２，Ｓ３，Ｓ４を表す。ブロック１６０は，キー
発生過程によって発生されたラウンドキーＫ１〜Ｋ８を
表す。なお，ラウンドキーＫｉは３２ビットのｉ番目の
ラウンドキーを表す。
【００２５】３２ビットデータＸ＝Ｘ４｜｜Ｘ３｜｜Ｘ
２｜｜Ｘ１，（Ｘｉ：８ビット）がＳＣＲＯＬ函数に入
力されると，ＳＣＲＯＬ函数の出力Ｙは以下のように表
す事ができる。
２｜｜Ｘ１，（Ｘｉ：８ビット）がＳＣＲＯＬ函数に入
力されると，ＳＣＲＯＬ函数の出力Ｙは以下のように表
す事ができる。
【００２６】
【数１】
【００２７】ここで，記号”｜｜”は連結（ｃｏｎｃａ
ｔｅｎａｔｉｏｎ）を意味し，記号
ｔｅｎａｔｉｏｎ）を意味し，記号
【００２８】
【数２】
【００２９】は排他的論理和演算子を意味し，記号”
＋”は２５６モジュラ和を意味し，記号”＜＜＜５”は
５ビット左側に回転する事を意味する。
＋”は２５６モジュラ和を意味し，記号”＜＜＜５”は
５ビット左側に回転する事を意味する。
【００３０】最後に，上記ＳＣＲＯＬ函数を使って，以
下のようにその他のラウンドキーＫｉ（ｉ＝３，４，…
１６）を生成する。例えば，
下のようにその他のラウンドキーＫｉ（ｉ＝３，４，…
１６）を生成する。例えば，
【００３１】
【数３】
【００３２】（２）Ｓ−ボックス，ラウンド函数（ｒｏ
ｕｎｄ ｆｕｎｃｔｉｏｎ） Ｓ−ボックスはラウンド函数Ｆで使用される。ＳＮＡＫ
Ｅの具体化の一例に４つのＳ−ボックスがある。これら
４つのＳ−ボックスＳ１，Ｓ２，Ｓ３，Ｓ４は以下のよ
うに２つの形態を持つ。 ＴＹＰＥ１：Ｓ１＝Ｓ２＝Ｓ３＝Ｓ４＝ｆ（ｘ）； ＴＹＰＥ２：Ｓ１＝Ｓ３＝ｆ（ｘ），Ｓ２＝Ｓ４＝ｇ
（ｘ）； ここで，ｆ（ｘ）＝ｘ−１はガロワフィールド（Ｇａｌ
ｏｉｓ Ｆｉｅｌｄ）ＧＦ（２５６）の代数的逆変換
（ａｌｇｅｂｒａｉｃ ｉｎｖｅｒｓｉｏｎ）である。
また，ｇ（ｘ）＝ｈ（ｈ（ｘ））であり，ｈ（ｘ）は，
４５を底とするモジュラ指数関数（ｍｏｄｕｌａｒ ｅ
ｘｐｏｎｅｎｔ ｆｕｎｃｔｉｏｎ）の自己構成（ｓｅ
ｌｆ−ｃｏｍｐｏｓｉｔｉｏｎ）である。すなわち，ｈ
（ｘ）＝４５Ｘｍｏｄ２５７である。
ｕｎｄ ｆｕｎｃｔｉｏｎ） Ｓ−ボックスはラウンド函数Ｆで使用される。ＳＮＡＫ
Ｅの具体化の一例に４つのＳ−ボックスがある。これら
４つのＳ−ボックスＳ１，Ｓ２，Ｓ３，Ｓ４は以下のよ
うに２つの形態を持つ。 ＴＹＰＥ１：Ｓ１＝Ｓ２＝Ｓ３＝Ｓ４＝ｆ（ｘ）； ＴＹＰＥ２：Ｓ１＝Ｓ３＝ｆ（ｘ），Ｓ２＝Ｓ４＝ｇ
（ｘ）； ここで，ｆ（ｘ）＝ｘ−１はガロワフィールド（Ｇａｌ
ｏｉｓ Ｆｉｅｌｄ）ＧＦ（２５６）の代数的逆変換
（ａｌｇｅｂｒａｉｃ ｉｎｖｅｒｓｉｏｎ）である。
また，ｇ（ｘ）＝ｈ（ｈ（ｘ））であり，ｈ（ｘ）は，
４５を底とするモジュラ指数関数（ｍｏｄｕｌａｒ ｅ
ｘｐｏｎｅｎｔ ｆｕｎｃｔｉｏｎ）の自己構成（ｓｅ
ｌｆ−ｃｏｍｐｏｓｉｔｉｏｎ）である。すなわち，ｈ
（ｘ）＝４５Ｘｍｏｄ２５７である。
【００３３】上記実施の形態におけるハードウェア及び
ソフトウェアの実現にはＴＹＰＥ１を使用し，ソフトウ
ェアの実現にはＴＹＰＥ２が使用される。ＴＹＰＥ１は
ロムテーブルを使うかわりにゲートレベルでチップ（ｃ
ｈｉｐ）のための回路を設計する時実現可能である。
ソフトウェアの実現にはＴＹＰＥ１を使用し，ソフトウ
ェアの実現にはＴＹＰＥ２が使用される。ＴＹＰＥ１は
ロムテーブルを使うかわりにゲートレベルでチップ（ｃ
ｈｉｐ）のための回路を設計する時実現可能である。
【００３４】以下では，ラウンド函数ｆについて説明す
る。３２ビットデータ
る。３２ビットデータ
【００３５】
【数４】
【００３６】（なお，Ｘｉは８ビットサブブロックとし
て一番右側からＬＳＢの順に連結されており，Ｋｉはｉ
番目ラウンドキーである。）がラウンド函数ｆに入力さ
れると，出力Ｙ＝Ｙ４｜｜Ｙ３｜｜Ｙ２｜｜Ｙ１にな
る。ラウンド函数Ｆは以下の形式で与えられる。
て一番右側からＬＳＢの順に連結されており，Ｋｉはｉ
番目ラウンドキーである。）がラウンド函数ｆに入力さ
れると，出力Ｙ＝Ｙ４｜｜Ｙ３｜｜Ｙ２｜｜Ｙ１にな
る。ラウンド函数Ｆは以下の形式で与えられる。
【００３７】
【数５】
【００３８】図４を参照すると，ブロック１７０は，６
４ビット入力平文のサイファスネイク（ｃｉｐｈｅｒ
ＳＮＡＫＥ）への左側３２ビットを表す。ブロック１８
０は６４ビット入力平文のサイファスネイクへの右側３
２ビットを表す。ブロック１９０は，図１に示したスネ
イクのラウンド函数を表す。ブロック２００は，図２，
図３に示したスネイクのキースケジューリング過程から
発生したラウンドキーを表す。ブロック２１０は排他的
論理和演算子を表す。ブロック２２０は１回のラウンド
過程（ｏｎｅ−ｒｏｕｎｄ ｐｒｏｃｅｓｓ）を実行す
るスネイクの１６ラウンド過程を１６回繰り返す事によ
って，解読されたデータ（ｅｎｃｒｙｐｔｅｄ ｄａｔ
ａ）または暗号文（ｃｉｐｈｅｒ ｔｅｘｔ）のような
６４ビット最終出力データの３２ビット左側部を表す。
ブロック２３０は，１回のラウンド過程（ｏｎｅ−ｒｏ
ｕｎｄ ｐｒｏｃｅｓｓ）を実行するスネイクの１６ラ
ウンド過程を１６回繰り返す事によって，解読されたデ
ータ（ｅｎｃｒｙｐｔｅｄｄａｔａ）または暗号文（ｃ
ｉｐｈｅｒ ｔｅｘｔ）のような６４ビット最終出力デ
ータの３２ビット右側部を表す。
４ビット入力平文のサイファスネイク（ｃｉｐｈｅｒ
ＳＮＡＫＥ）への左側３２ビットを表す。ブロック１８
０は６４ビット入力平文のサイファスネイクへの右側３
２ビットを表す。ブロック１９０は，図１に示したスネ
イクのラウンド函数を表す。ブロック２００は，図２，
図３に示したスネイクのキースケジューリング過程から
発生したラウンドキーを表す。ブロック２１０は排他的
論理和演算子を表す。ブロック２２０は１回のラウンド
過程（ｏｎｅ−ｒｏｕｎｄ ｐｒｏｃｅｓｓ）を実行す
るスネイクの１６ラウンド過程を１６回繰り返す事によ
って，解読されたデータ（ｅｎｃｒｙｐｔｅｄ ｄａｔ
ａ）または暗号文（ｃｉｐｈｅｒ ｔｅｘｔ）のような
６４ビット最終出力データの３２ビット左側部を表す。
ブロック２３０は，１回のラウンド過程（ｏｎｅ−ｒｏ
ｕｎｄ ｐｒｏｃｅｓｓ）を実行するスネイクの１６ラ
ウンド過程を１６回繰り返す事によって，解読されたデ
ータ（ｅｎｃｒｙｐｔｅｄｄａｔａ）または暗号文（ｃ
ｉｐｈｅｒ ｔｅｘｔ）のような６４ビット最終出力デ
ータの３２ビット右側部を表す。
【００３９】上述のように，スネイクは６４ビットの平
文に対して動作する。このブロックは各３２ビットずつ
左右に分けられる。そして図４に示された，同一な演算
を１６ラウンド行う。データがラウンド函数Ｆ内で排他
的論理和演算を通してキーと結合される。１６番目ラウ
ンドの後，左右のブロックが結合しアルゴリズムが終わ
る。ラウンドごとに以前のラウンド出力データの右側３
２ビットが排他的論理和演算を通してラウンドキーと結
合し，その結果データは４つの８ビットデータブロック
Ｘ１，Ｘ２，Ｘ３，Ｘ４に分けられる。
文に対して動作する。このブロックは各３２ビットずつ
左右に分けられる。そして図４に示された，同一な演算
を１６ラウンド行う。データがラウンド函数Ｆ内で排他
的論理和演算を通してキーと結合される。１６番目ラウ
ンドの後，左右のブロックが結合しアルゴリズムが終わ
る。ラウンドごとに以前のラウンド出力データの右側３
２ビットが排他的論理和演算を通してラウンドキーと結
合し，その結果データは４つの８ビットデータブロック
Ｘ１，Ｘ２，Ｘ３，Ｘ４に分けられる。
【００４０】データブロックＸ１，Ｘ２，Ｘ３，Ｘ４
は，上述したラウンド函数Ｆの入力データを構成する。
また，函数Ｆの出力データは排他的論理和演算を通して
左側３２ビットデータブロックと結合され，次のまたは
新しいラウンドの右側データブロックになる。なお，以
前の右側データブロックは新しい左側データブロックに
なる。上記演算が１６回反復され１６ラウンドのスネイ
クを作る。
は，上述したラウンド函数Ｆの入力データを構成する。
また，函数Ｆの出力データは排他的論理和演算を通して
左側３２ビットデータブロックと結合され，次のまたは
新しいラウンドの右側データブロックになる。なお，以
前の右側データブロックは新しい左側データブロックに
なる。上記演算が１６回反復され１６ラウンドのスネイ
クを作る。
【００４１】Ｂｊがｊ番目の反復の結果であるとき，Ｌ
ｊとＲｊは，Ｂｊの各左右の半分ずつを表し，Ｋｊはｊ
番目のラウンドキーを表す。またＦは上述のラウンド函
数を表す。この時ラウンドは次のように表せる。
ｊとＲｊは，Ｂｊの各左右の半分ずつを表し，Ｋｊはｊ
番目のラウンドキーを表す。またＦは上述のラウンド函
数を表す。この時ラウンドは次のように表せる。
【００４２】
【数６】
【００４３】本発明で，各Ｓ−ボックスから得た出力差
データ（Ｏｕｔｐｕｔ Ｄｉｆｆｅｒｅｎｃｅ Ｄａｔ
ａ）から推論できるＳＮＡＫＥの安全性を，入力差を持
つ一双のデータ値が可変パラメータとして与えられ，い
わゆる遷移差分行列（Ｔｒａｎｓｉｅｎｔ Ｄｉｆｆｅ
ｒｅｎｔｉａｌ Ｍａｔｒｉｘ）と呼ばれる係数行列
（Ｃｏｅｆｆｉｃｉｅｎｔ Ｍａｔｒｉｘ）を得るた
め，差分可変パラメータ（ｄｉｆｆｅｒｅｎｃｅ ｖａ
ｒｉａｂｌｅ ｐａｒａｍｅｔｅｒ）方程式の線形シス
テムを形成すると察する事ができる。暗号をそのランク
（Ｒａｎｋ）に限定させるとゆう条件を作ったり捜すこ
とによって，ＳＮＡＫＥのラウンド函数構造を推論でき
る。安定性に対する証明は，Ｃｈａｎｇ−ｈｙｉＬｅ
ｅ，Ｙｏｕｎｇ−ｔａｅ Ｃｈａ，”Ａ ｓｉｍｐｌｅ
Ｂｌｏｃｋ Ｃｉｐｈｅｒ ｗｉｔｈＰｒｏｖａｂｌ
ｅ Ｒｅｓｉｓｔａｎｃｅ ａｇａｉｎｓｔ ＤＣ＆Ｌ
Ｃ Ａｔｔａｃｋｓ”，ＪＷ−ＩＳＣ，（１９９７）に
示されている。
データ（Ｏｕｔｐｕｔ Ｄｉｆｆｅｒｅｎｃｅ Ｄａｔ
ａ）から推論できるＳＮＡＫＥの安全性を，入力差を持
つ一双のデータ値が可変パラメータとして与えられ，い
わゆる遷移差分行列（Ｔｒａｎｓｉｅｎｔ Ｄｉｆｆｅ
ｒｅｎｔｉａｌ Ｍａｔｒｉｘ）と呼ばれる係数行列
（Ｃｏｅｆｆｉｃｉｅｎｔ Ｍａｔｒｉｘ）を得るた
め，差分可変パラメータ（ｄｉｆｆｅｒｅｎｃｅ ｖａ
ｒｉａｂｌｅ ｐａｒａｍｅｔｅｒ）方程式の線形シス
テムを形成すると察する事ができる。暗号をそのランク
（Ｒａｎｋ）に限定させるとゆう条件を作ったり捜すこ
とによって，ＳＮＡＫＥのラウンド函数構造を推論でき
る。安定性に対する証明は，Ｃｈａｎｇ−ｈｙｉＬｅ
ｅ，Ｙｏｕｎｇ−ｔａｅ Ｃｈａ，”Ａ ｓｉｍｐｌｅ
Ｂｌｏｃｋ Ｃｉｐｈｅｒ ｗｉｔｈＰｒｏｖａｂｌ
ｅ Ｒｅｓｉｓｔａｎｃｅ ａｇａｉｎｓｔ ＤＣ＆Ｌ
Ｃ Ａｔｔａｃｋｓ”，ＪＷ−ＩＳＣ，（１９９７）に
示されている。
【００４４】本発明の処理速度はＤＥＳよりはるかに速
い。ＳＮＡＫＥに対する模擬実験（Ｓｉｍｕｌａｔｉｏ
ｎ）で，１２０ＭＨｚ Ｐｅｎｔｉｕｍ ＰＣでＣ＋＋
言語で実行した場合，本発明の暗号化処理速度は１６Ｍ
ｂｐｓであるのに対して，ＤＥＳでは同じ装備を使用し
て１０．４Ｍｂｐｓの速度を示した。
い。ＳＮＡＫＥに対する模擬実験（Ｓｉｍｕｌａｔｉｏ
ｎ）で，１２０ＭＨｚ Ｐｅｎｔｉｕｍ ＰＣでＣ＋＋
言語で実行した場合，本発明の暗号化処理速度は１６Ｍ
ｂｐｓであるのに対して，ＤＥＳでは同じ装備を使用し
て１０．４Ｍｂｐｓの速度を示した。
【００４５】本発明はコンピュータが読めたり使用でき
たりする，情報格納手段（例えばロム，フロッピーディ
スク，ハードディスク等），光読出手段（例えばＣＤ−
ＲＯＭ，ＤＶＤ等）及び搬送波（ｃａｒｒｉｅｒ ｗａ
ｖｅ。例えばインターネット上での電送）にも適用され
るが，これらに限定されるものではなく，媒体から始ま
るプログラムやプログラムセグメント（ｓｅｇｍｅｎｔ
ｓ）が動作する汎用デジタルコンピュータにおいても適
用できる。本発明の実施の形態の内容から，分野で熟練
したコンピュータプログラマによって本発明を適用する
のに用いられる機能的プログラム（ｆｕｎｃｔｉｏｎａ
ｌ ｐｒｏｇｒａｍ），コード及びコードセグメントが
誘導できる。
たりする，情報格納手段（例えばロム，フロッピーディ
スク，ハードディスク等），光読出手段（例えばＣＤ−
ＲＯＭ，ＤＶＤ等）及び搬送波（ｃａｒｒｉｅｒ ｗａ
ｖｅ。例えばインターネット上での電送）にも適用され
るが，これらに限定されるものではなく，媒体から始ま
るプログラムやプログラムセグメント（ｓｅｇｍｅｎｔ
ｓ）が動作する汎用デジタルコンピュータにおいても適
用できる。本発明の実施の形態の内容から，分野で熟練
したコンピュータプログラマによって本発明を適用する
のに用いられる機能的プログラム（ｆｕｎｃｔｉｏｎａ
ｌ ｐｒｏｇｒａｍ），コード及びコードセグメントが
誘導できる。
【００４６】以上，添付図面を参照しながら本発明にか
かる高速ブロック暗号化アルゴリズムの好適な実施形態
について説明したが，本発明はかかる例に限定されな
い。当業者であれば，特許請求の範囲に記載された技術
的思想の範疇内において各種の変更例または修正例に想
到し得ることは明らかであり，それらについても当然に
本発明の技術的範囲に属するものと了解される。
かる高速ブロック暗号化アルゴリズムの好適な実施形態
について説明したが，本発明はかかる例に限定されな
い。当業者であれば，特許請求の範囲に記載された技術
的思想の範疇内において各種の変更例または修正例に想
到し得ることは明らかであり，それらについても当然に
本発明の技術的範囲に属するものと了解される。
【００４７】
【発明の効果】本発明による高速ブロック暗号化アルゴ
リズムは，日本のＭＩＳＴＹアルゴリズムのように回帰
的構造を持つのではなく，単純に各Ｓ−ボックスを通過
した８ビットデータがシフトするのと同時に，すぐ次の
Ｓ−ボックスに入力で軌還される構造を持つので８ビッ
ト単位で分割されたブロックがＳ−ボックスを通りなが
らその線形性（ｌｉｎｅａｒｉｔｙ）と差分均一性（ｄ
ｉｆｆｅｒｅｎｔｉａｌｕｎｉｆｏｒｍｉｔｙ）が低く
なって出力されるようにし，それと同時にこれらが隣り
合うＳ−ボックスの入力に対して影響を及ぼすようにし
て全体の出力値等に対して影響を与えるようにした。
リズムは，日本のＭＩＳＴＹアルゴリズムのように回帰
的構造を持つのではなく，単純に各Ｓ−ボックスを通過
した８ビットデータがシフトするのと同時に，すぐ次の
Ｓ−ボックスに入力で軌還される構造を持つので８ビッ
ト単位で分割されたブロックがＳ−ボックスを通りなが
らその線形性（ｌｉｎｅａｒｉｔｙ）と差分均一性（ｄ
ｉｆｆｅｒｅｎｔｉａｌｕｎｉｆｏｒｍｉｔｙ）が低く
なって出力されるようにし，それと同時にこれらが隣り
合うＳ−ボックスの入力に対して影響を及ぼすようにし
て全体の出力値等に対して影響を与えるようにした。
【００４８】本発明によるアルゴリズムは一番代表的な
暗号化攻略法である差分解読法と線型解読法に対する安
定性を持っており，暗号化網（ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ
ｎｅｔｗｏｒｋ）構造の安全性を利用してＳ−ボックス
の函数を限定しないで，可能な限り良いＳ−ボックス函
数を選択的に使用出来る事にその利点がある。又，本発
明によるブロック暗号化アルゴリズムはハードウエア
的，あるいはソフトウエア的に全て具現し安く，特にソ
フトウエア的に構成した場合，ＤＥＳブロック暗号化ア
ルゴリズムと比べて２倍程速い暗号化速度を得る事がで
きる。
暗号化攻略法である差分解読法と線型解読法に対する安
定性を持っており，暗号化網（ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ
ｎｅｔｗｏｒｋ）構造の安全性を利用してＳ−ボックス
の函数を限定しないで，可能な限り良いＳ−ボックス函
数を選択的に使用出来る事にその利点がある。又，本発
明によるブロック暗号化アルゴリズムはハードウエア
的，あるいはソフトウエア的に全て具現し安く，特にソ
フトウエア的に構成した場合，ＤＥＳブロック暗号化ア
ルゴリズムと比べて２倍程速い暗号化速度を得る事がで
きる。
【００４９】本発明のアルゴリズムをソフトウエア的に
具現した場合，暗号化速度はペンティアム１２０ＭＨｚ
上でＣ＋＋プログラミングを利用し模擬実験（ｓｉｍｕ
ｌａｔｉｏｎ）した結果，ＤＥＳアルゴリズムが約１．
３Ｍｂｙｔｅｓ／ｓｅｃ，本発明によるＣｉｐｈｅｒ
Ｓｎａｋｅアルゴリズムは約２．０Ｍｂｙｔｅｓ／ｓｅ
ｃという結果を得て従来のＤＥＳアルゴリズムより優秀
である事が分った。
具現した場合，暗号化速度はペンティアム１２０ＭＨｚ
上でＣ＋＋プログラミングを利用し模擬実験（ｓｉｍｕ
ｌａｔｉｏｎ）した結果，ＤＥＳアルゴリズムが約１．
３Ｍｂｙｔｅｓ／ｓｅｃ，本発明によるＣｉｐｈｅｒ
Ｓｎａｋｅアルゴリズムは約２．０Ｍｂｙｔｅｓ／ｓｅ
ｃという結果を得て従来のＤＥＳアルゴリズムより優秀
である事が分った。
【図１】ＳＮＡＫＥアルゴリズムの主要部であるＳＮＡ
ＫＥのラウンド函数の構造を示す説明図である。
ＫＥのラウンド函数の構造を示す説明図である。
【図２】ラウンドキー生成のため直接的に使用されるＳ
ＣＲＯＬ函数を示す説明図である。
ＣＲＯＬ函数を示す説明図である。
【図３】キースケジューリング工程を示す説明図であ
る。
る。
【図４】ＳＮＡＫＥに対する全体的なパイステル（Ｆｅ
ｉｓｔｅｌ）タイプの構造を示す説明図である。
ｉｓｔｅｌ）タイプの構造を示す説明図である。
１０ 入力データ ２０ ８ビットデータ ３０ 排他的論理和演算子 ４０ Ｓ−ｂｏｘ ５０ １バイト（８ビット）回転 ６０ 出力データ ７０ 入力データ ８０ サブデータブロック ９０ ８ビットモジュラ和演算子 １００ 排他的論理和演算子 １１０ ３２ビットのスクロウル出力データ １２０ ５ビット左回転 １３０ 出力データ １４０ １２８ビットシードキー １５０ サブシードキーブロック １６０ ラウンドキー １７０ 入力平文の左側３２ビット １８０ 入力平文の右側３２ビット １９０ ラウンド函数 ２００ ラウンドキー ２１０ 排他的論理和演算子 ２２０ 出力の左側３２ビット ２３０ 出力の右側３２ビット
Claims (4)
- 【請求項１】 フレキシブル暗号化ブロック（ｆｌｅｘ
ｉｂｌｅ ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ ｂｌｏｃｋ）がデー
タストリーム（ｄａｔａ ｓｔｒｅａｍ）を２Ｎバイト
のデータブロックに分け，前記ブロックを２つの部分に
半分ずつ分ける工程と；前記工程で分けられたブロック
の２番目の部分とＭバイトのラウンドキー（ｒｏｕｎｄ
ｋｅｙ）に対して排他的論理和演算を実行する工程
と；前記排他的論理和演算の実行結果をＬ個の８ビット
ブロックに分けて，最初のブロックを最初のＳ−ｂｏｘ
に送り，その他のブロックを対応するＳ−ｂｏｘに送っ
た後に，Ｌ−１個のＳ−ｂｏｘの出力データと最初のＳ
−ｂｏｘの出力データを結合する工程と；前記Ｓ−ｂｏ
ｘの各出力を左側に８ビット回転させる工程と；前記回
転された結果を新しい２番目の部分に送り以前の２番目
の部分を新しい１番目の部分に送る工程と；を含むキー
スケジューリングアルゴリズム（ｋｅｙ ｓｃｈｅｄｕ
ｌｉｎｇ ａｌｇｏｒｉｔｈｍ）を含むことを特徴とす
る，高速ブロック暗号化方法。 - 【請求項２】 ＮバイトデータをＭ個の８ビットブロッ
クに分ける工程と，任意の隣接した２つのブロックを排
他的論理和演算と２５６モジュラ和（２５６−ｍｏｄｕ
ｌａｒ−ａｄｄｉｔｉｏｎ）のうち１つを通して結合す
る工程と；前記工程で結合された結果と無理数とを排他
的論理和演算で結合する工程と；前記排他的論理和演算
で結合された結果を左側に５ビット回転演算させる工程
と；１２８シードキー（ｓｅｅｄ ｋｅｙ）からラウン
ドキーを生成する工程と；を含むキースケジューリング
アルゴリズム（ｋｅｙ ｓｃｈｅｄｕｌｉｎｇ ａｌｇ
ｏｒｉｔｈｍ）を含むことを特徴とする，高速ブロック
暗号化方法。 - 【請求項３】 コンピュータで使用可能な媒体におい
て：フレキシブル暗号化ブロック（ｆｌｅｘｉｂｌｅ
ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ ｂｌｏｃｋ）がデータストリー
ムを２Ｎバイトのデータブロックに分け，前記ブロック
を２つの部分に半分ずつ分ける工程と；前記工程で分け
られたブロックの２番目の部分とＭバイトのラウンドキ
ー（ｒｏｕｎｄ ｋｅｙ）に対して排他的論理和演算を
実行する工程と；前記排他的論理和演算の実行結果をＬ
個の８ビットブロックに分けて，最初のブロックを最初
のＳ−ｂｏｘに送り，その他のブロックを対応するＳ−
ｂｏｘに送った後に，Ｌ−１個のＳ−ｂｏｘの出力デー
タと最初のＳ−ｂｏｘの出力データを結合する工程と；
前記Ｓ−ｂｏｘの各出力を左側に８ビット回転させる工
程と；前記回転された結果を新しい２番目の部分に送り
以前の２番目の部分を新しい１番目の部分に送る工程
と；を遂行する機械によって実行できるコンピュータプ
ログラムを備え，該コンピュータプログラムは，一の基
本となる階層と，複数の増大する階層（ｅｎｈａｎｃｅ
ｍｅｎｔ ｌａｙｅｒ）とから成る階層化されたデータ
ストリームに音声信号を暗号化することを特徴とする，
コンピュータで使用可能な媒体。 - 【請求項４】 コンピュータで使用可能な媒体におい
て：ＮバイトデータをＭ個の８ビットブロックに分ける
工程と；任意の隣接した２つのブロックを排他的論理和
演算と２５６モジュラ和（２５６−ｍｏｄｕｌａｒ−ａ
ｄｄｉｔｉｏｎ）のうち１つを通して結合する工程と；
前記工程で結合された結果と無理数とを排他的論理和演
算で結合する工程と；前記排他的論理和演算で結合され
た結果を左側に５ビット回転演算させる工程と；１２８
シードキー（ｓｅｅｄ ｋｅｙ）からラウンドキーを生
成する工程と；を遂行する機械によって実行できるコン
ピュータプログラムを備え，該コンピュータプログラム
は，一の基本となる階層と，複数の増大する階層（ｅｎ
ｈａｎｃｅｍｅｎｔ ｌａｙｅｒ）とから成る階層化さ
れたデータストリームに音声信号を暗号化することを特
徴とする，コンピュータで使用可能な媒体。
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