JPS5934585A - 情報変換・復元装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 本発明は情報変換・復元装置に関し、特に多段階の情報
の変換およびその復元を行うことのできる情報変換・復
元装置に関する。

近年事務部門の効率化いわゆるオフィスオートメジョン
が急速に進展しているが、このオフィスオートメジョン
とは究極的にはオフィスの主業務である「情報の処理」
を自動化する事であるとされている。このため現在オフ
ィスにおいて主として情報を坦っている「紙」を電子化
して自動的に処理できる形態にすることが必要と々る。

このように電子ファイル化されたオフィスファイルシス
テムにおいては、従来の「紙」による文書の保存や配布
の場合と異なシ、情報はすべて１ケ所に電子的に保存さ
れておシ、被配布者には単に配布通知のみが伝達されて
本人の希望するときに電子ファイルに対して配布要求を
行うことによってその文書が入手できる仕組みとなって
いる。

このように電子化されたオフィスファイルシステムにお
ける情報の流れは、例えば第一部第一課のＡ君が文書を
作成し２、Ｂ課長とＣ部長の承認をもらって第二部のＤ
課長とＥ課長に配布する場合は次のようになる。

（イ）文書の作成 Ａ君はセントラルファイルの文例集から目的とする文書
の文例を検索してコピーし、次にこれをワークステーシ
ョンのワードプロセサ機能を用いて修正・追加して新し
い文書を作成するＯ （ロ）査閲・承認 Ａ君は作成した文書をＢ課長への配布指定を付して電子
ファイルへ送シ込む。Ｂ課長はこの配布指定の通知を受
けてＡ君の作成した文書を電子ファイルから読出して内
容を査閲した後Ｃ部長への配布指定を付して再度電子フ
ァイルへ送シ込む。この時同時にＡ君から送シ込まれた
最初の文書は抹消される。Ｃ部長は配布指定の通知を受
けてＢ課長の査閲源の文書を読出して承認を与えた後、
Ｄｌｌ長およびＥ課長への配布指定を付して電子ファイ
ルへ送力込む。このときＢ１１長からの文書は抹消され
る。

←Ｊ　配布 り課長およびＥ課長はそれぞれ配布指定通知を受領後、
自分の都合のよいときに電子ファイルから当該文書を読
出すことによって配布を受ける。電子ファイル上の文書
はＤ課長およびＥ課長からの不要通知もしくは一定年月
の経過等によって抹消される。

上述の如きオフィスファイルシステムにおいては、文書
はすべて電気信号に変換されて記憶され５− ているので、（１）操作権限を持たない者が不正な方法
でファイル内の情報の読出しをしたシ書換えを行うこと
、（２）正当な操作＠４限を有する者が電子ファイルと
交信しているとき、第三者がこれを盗聴すること、（８
）他人をかたって文書を配布したり登録したシすること
、（４）自分が作成した文書であるにも拘らずあとにな
ってから自分が作成した事を否定すること等の妨害行為
や錯乱行為のため文書情報の完全な保全ができない場合
が生ずる。

このような妨害・錯乱行為の脅威を防ぎ文書の秘密と安
全性を保全するためには、作成された文書を特定の変換
キーによって変換（いわゆる暗号化）シ、その変換キー
を所有する者しか読出しができないようにすることが有
効であるが、文書作成の都度、そのとき生成した変換キ
ーを関係者全員に配布を行うことはその管理上現実的に
は不可能である。この問題を解決するため任意の２個の
素数を用い、これによシ一定の数学的手続きによって導
き出される２個の数の一方を公開の変換キーとし他方を
秘密の変換キーとして用いる方式（以下これをＲ，、Ｓ
、Ａ方式というｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｏｆ　ＡＣ
Ｍ　Ｆｅｂ、１９７８　１）、１２０〜１２６参照）が
提案されている。この方式では、公開の変換キーを用い
て変換された文書は秘密の変換キーによってのみ復元さ
れ、逆に秘密の変換キーによって変換された文書は公開
の変換キーによってのみ復元される事から変換キーを配
布する必要がかいという特徴を有している。

このＲ，Ｓ、Ａ、方式の特長を用い、配布のため作成さ
れた文書（以下これ金主情報という）は通常の高速演算
可能な方式による変換キー（以下これを検証情報という
）によって変換し、検証情報ｆ：Ｒ，Ｓ　、Ａ、方式に
よる変換キーによって変換し、この主情報を変換した変
換主情報と検証情報を変換した変換検証情報との２つの
情報を送受信するという方式が提案されている。（Ｒ，
Ｓ、Ａ、　方式とは、任意の２個の素数ｐ＋ｑを選び、 積（ｐ−１）・（ｑ−１）と互に素で、かつ積（ｐ−ｔ
）・（ｑ−１）よシ小さい数をｅとしたとき、（ｐ−１
）・（ｑ−１）を６法″とする演算すなわちｍｏｄｕｌ
ｏ（ｐ−１，）、（ｑ−１）においてｅの逆数ｄす々わ
ちｅ−ｄ＝１ｍｏｄ、　（ｐ−ｘ）・（ｑ−１）を満足
する数ｄとｅとを変換キーとする方式であし、この方式
はｅと変換したものをｄ（またはｄで変換したものをｅ
）で復元できることに最大の特長がある。通常ｄは各個
人に個有のもので入社時等に与えられて非公開であり、
その特定の個人のみが秘密裏に保管し磁気カード等の形
で所有して使用する。一方ｅは素数績ｎ　（ｎ＝ｐ−ｑ
）と共に例えば電話帳の如き形式で関係者全員に公開さ
れ誰でも使用できる。ｅからｄを生成することは素数ｐ
およびｑが未知であ因 る限すｎを素膣数ｐおよびｑに分解することが現実的に
不可能であるので事実上不可能である。以下ｅを公開キ
ーｄｉ秘密キーという。う上記の方式による文書の変換
・復元方式は、長文の主情報は例えば米国商務省制定の
国家標準であるＤＢＳ方式等の慣用の変換キー（検証情
報）によって高速に変換し、検証情報のみをＲｏＳ、Ａ
。

方式による変換キー（Ｒ，、Ｓ、Ａ、方式において変換
キーの解読に対して充分な安全性を保つには２００桁程
鹿の値をとることが必要であるとされており、変換およ
びその復元に要する処理時間は慣用の変換キーに比して
相当の時間を要する）によって変換するので、全体の処
理時間は殆んどかわらずに秘密保全の安全性を高めるこ
とができるという効果があるのみならず、検証情報に対
して主情報の作成者・査閲者・承認者等が多重に各自の
秘密キーによって変換を行うことによって各自の責任を
明らかにするための署名に相当する操作が行われるとい
う効果が得られる利点を有しているので既述のような電
子化されたオフィスファイルシステムにおける妨害・錯
乱行為の防止に役立たせることが可能である。

しかしながら、上述のＲ，Ｓ、Ａ、方式による多重変換
操作を実行する場合、処理速度やシステムの単純さの点
から好ましくない点がある。その−例を第１図を参照し
て説明する。

主情報を変換するための検証情報Ｋに対して文書作成者
Ａが秘密キーｄＡで変換（署名）を行う。

これを ９− ８Ａ＝ＩぐｄＡｍｏｄ　　、ｎＡ　（ｒ＋Ａ＝＝ｐＡ　
°ｑＡ）で表わす（参照番号５１）○この結果署名文Ｓ
Ａは最大ｎＡ−１までの値をとる。

これに対して次の署名者（査閲者）Ｂがその上に署名（
Ｂの秘密キーｄｎで変換）を行うことになるが、このと
きＢの素数績ｎＢ（＝ｐＢ−ｑＢ　）がｎ４よシ小さい
ときは、Ｓ”ｃ　ｎＢ　−１よシ小さいブロックに分割
しないとｍｏｄ、ｎＨの処理が不可能であるので５ｈｆ
Ｓムｌと８Ａ２の２つのブロックに分割しく参照番号５
２）、これに対して秘密キーｄＢによって変換を実行す
る（参照番号５３）。更に承認者Ｃおよび配布者りの素
数績ｎ。およびｎＤがｎＢ　）　ｎＣ）　ｎＤ であるときは第１図において参照番号５３〜５７に示す
如く、処理回数は次第に増加する。従ってこのような場
合は処理時間が長くなシまたブロック数とブロック長の
変化のために処理装置が複雑になるという欠点がある。

（通常人−＋Ｂ−＋Ｃの順に１０− 事務所内の職位が上であるが、これは必ず入社順とは限
らず従ってｎＡ＜ｎＢ＜ｎＣなる関係が常に保証される
とは限らない。） 従って本発明の目的は上記の欠点を除去して、ｎ　Ａ　
（ｎ　Ｂ　＜　ｎ　Ｃ＜　ｎ　Ｄが保証されて多段階変
換の場合にもブロック長が増加しない処理が可能であり
、従って処理速度が早くしかも検証情報変換・復元部の
構成が簡単な情報変換・復元装置を提供することにある
。

本発明の情報変換・復元装置は、制御装置の指令によ）
動作して主情報を変換するための検証情報を出力する検
証情報発生部と、前記制御装置の指令をうけて動作し、
外部装置より下記の条件（１）および条件（２）を満足
する検証情報変換第一キー（ｅ）または検証情報変換第
二キー（ｄｌと前記検証情報とを入力したときは変換検
証情報を出力し、前記検証情報変換第一キー（ｅ）また
は前記検証情報変換第二キー（ｄ）と前記変換検証情報
とを入力したときは復元した前記検証情報を出力する検
証情報変換・復元部と、前記制御装置の指令を受けて動
作し、前記検証情報と上位装置からの主情報とを入力し
たときは前記主情報を変換した変換主情報を出力し、前
記検証情報と前記変換主情報とを入力したときは前記変
換主情報を復元した前記主情報を出力する主情報変換・
復元部または前記制御装置の指令を受けて動作し前記検
証情報と上位装置からの主情報とを入力して前記主情報
を変換した変換主情報を出力する主情報変換部および前
記制御装置の指令を受けて動作し前記検証情報と前記変
換主情報とを入力して前記変換主情報を復元した前記主
情報を出力する変換主情報復元部とを備えて構成される
。

たｙし、条件（１）として、検証情報変換第一キー（ｅ
）は、任意に選んだ２個の素数ｋ　ｐ　＋　ｑとすると
き積（ｐ−１）・（ｑ−１）と互に素でかつ前記積（ｐ
−１）・（ｑ−１）よ勺小さな任意の素数とし、条件（
２）として、検証情報変換第二キー（ｄ）は、前記素数
ｐＩＱおよび第三の素数γに関する積（ｐ−１）・（（
１−１）−（ｒ−ｉ）　　を“法°′とする演算すなわ
ちｍｏｄｕｌ。

（ｐ−１）・（ｑ−１）・（ｒ−１）において、ｅの逆
数すなわち ｅ　−ｄ＝１ｍｏ　ｄ　、　（ｐ−１）　・（ｑ−１）
　・（ｒ−１）を満足する数値とし、前記第三の素数ｒ
は、前記任意の２個の素数の積の任意の有限個の集合を
Ｎ。

とするときＮｏの任意の２個の要素ｎｘ、ｎ、について ｎｘ’ｒＩ−１＜ｎｙ”ｒｌ　、　！”１１２１３＋４
＋”’たソしｒ。＝１ を常に満足する’ｌ　＋　ｒｌ　＋　ｒｌ　＋・・・　
のうちの任意の１個とする。

以下、図面を参照して本発明について詳細に説明する。

本発明の一実施例を主情報の変換動作に適用した例をブ
ロック図で示す第２図（ａ）を参照するに、検証情報発
生装置２は外部からの指令信号２０を受けて動作する制
御装置８からの指令信号２２を受けて主情報変換・復元
部６および検証情報変換・復元部４にその都度ランダム
な値をとる検証情１３− 報Ｋを出力する。主情報変換・復元部６は外部から主情
報Ｍを入力すると共に検証情報発生部２から検証情報Ｋ
ｆ：入力し、制御装置８から指令信号２４を受けると主
情報Ｍを検証情報Ｋによって変換した変換主情報Ｍｘを
出力する。オた検証情報変換・復元部４は検証情報発生
部２から検証情報に全入力するともに外部の入力装置１
０（例えば磁気カードリータウキーボード入力装置、カ
ードリーダ等）から後述する公開キーｅまたは秘密キー
ｄを入力し、制御装置８から指令信号２６を受けると、
検証情報Ｋを秘密キーｄまたは公開キーｅで変換した変
換検証情報Ｓ　ｘ　（Ｘ＝Ａ　、　Ｂ　、　Ｃ・・・　
）またはＣを出力する。

また第２図（ａｌの実施例を変換主情報の復元動作に適
用した例をブロック図で示す第２図（ｂｌ　’に参照す
るに、検証情報変換・復元部４は変換検証情報Ｓｘまた
はＣを入力すると共に入力装置１０から秘密キーｄまた
は公開キーｅを入力し、制御装置８からの指令信号２７
を受けて変換検証情報ａＸまたはＣを復元した検証情報
Ｋを出力する。また１４− 主情報変換復元部６は、他の情報変換・復元部から直接
送信されてくるかまたは光デイスク装置等のファイル装
置に一時記憶されてその出力として送出される変換主情
報Ｍｘを入力すると共に検証情報変換・復元部４から検
証情報Ｋを入力し、制御袋＃８から指令信号２５を受け
て変換主悄劉Ｘを検証情報Ｋによって復元した主情報Ｍ
を出力する。々おこのときは検証情報発生部２は特別な
働きを行なわない。

次に、上述の如く構成されて情報変換・復元装置の動作
について第３図を参照して説明する。（第３図における
検証情報の変換動作４０　、４２　、４５および４６な
らびに変換検証情報の復元動作４１゜４３および４４は
第２図における検証情報変換・復元部４において行われ
、主情報変換動作６０および変換主情報の復元動作６１
および６２は第２図における主情報変換・復元部６にお
いて行なわれる。） 先づ文書作成者が本装置によ〕自己の作成した文書に署
名して査閲者Ｂに送付するときは、磁気カードリーダＩ
ＯＡから自己の秘密キーｄＡを入力して文書（主情報）
Ｍの変換キーである検証情報Ｋを下記（１）式の演算に
よシ変換した変換検証情報ＳＡと主情報Ｍを検証情報Ｋ
を用いて慣用の変換方式（例えばＤＥＳ方式）によって
変換した変換主情報Ｍｘと共に査閲者Ｂに送る。

８　ｈ＝ＫｄＡｍｏ　ｄ　、ｎＡ−−（１）査閲者Ｂは
この変換主情報Ｍｘと変換検証情報ＳＡとを受けると、
キーボードＩＯＢから文書作成者Ａの公開キーｅＡ　を
入力して変換検証情報ＳＡを下記（２）の演算によシ復
元し、この復元した検証情報Ｋによって変換主情報Ｍｘ
を復元してこれを表示装置２０に表示させて内容を点検
査閲する。

　　−ｅ ＳＡ　Ａｍｏｄ、ｎ　　＝Ｋ　Ａ　Ａｍａｄ、ｎＡ＝＝
Ｋ・−・（２）査閲確認が終ると査閲者Ｂは磁気カード
リーダＩＯＡから自己の秘密キーｄＢ　を入力して別途
記憶しである変換検証情報ＳＡに対して２重の変換（署
名）を行い、（変換方法は作成者Ａの場合と同じ）変換
主情報Ｍｘ　（これも別途記憶しである）と共に承認者
Ｃに送付する。

承認者Ｃによる承認動作も査閲者Ｂの査閲動作とはソ同
様に行う。変換主情報Ｍｘと変換検証情報ＳＢとを受け
ると査閲者Ｂおよび文書作成者Ａの公開キーｅＢおよび
ｅＡによって変換検証情報ＳＢを復元しく復元方法は査
閲者Ｂの場合と同じ）、この復元した検証情報Ｋによっ
て変換主情報Ｍｘを復元して表示装置１０に表示した内
容を点検確認する。点検確認が終ると変換検証情報ＳＡ
に対して自己の秘密キーｄ０　　によって変換（署名）
を行い、更に配布者りを指定するため配布者りの公開キ
ーｅＤ　をキーボードＩＯＢから入力して先に変換した
変換検証情報Ｓｃに変換を行って変換検証情報Ｃを変換
主情報Ｍｘと共に送出して配布者りに配布する。変換検
証情報Ｃを復元するには配布者りの秘密キーｄＤ　が必
要であるため配布途上における盗聴等を防止できる。

被配布者りが配布された変換主情報Ｍｘを復元して主情
報Ｍ′ｆ、受領するには、第３図に例示した１７− 承認者Ｃの動作手順と類似の手順によって行う。

すなわち変換検証情報Ｃを先づ磁気カードリーダ１０Ａ
から入力した自己の秘密キーｄＤによって復元して変換
検証情報８ｃとし、続いてこの変換検証情報Ｓｃをキー
ボードＩＯＢから承認者Ｃ９査閲者Ｂ、作成者Ａの公開
キーを入力してこれらによって復元して検証情報にとし
てこれを用いて変換主情報Ｍｘを復元することよって主
情報Ｍが受領できる。

上述の検証情報の変換もしくは復元動作に用いられる公
開キーｅおよび秘密キーｄは下記の方式によって生成さ
れたものである。

任意に選んだ２個の素数’ｆｌ：ｐ＋　Ｑとするとき、
積（ｐ−１）・（ｑ−１）と互に素で、かつ積（ｐ−１
）・（ｑ−１）より小さい任意の素数ｉｅとする。すな
わち 、！１Ｉｃｄ、（ｅ、（ｐ−１）（ｑ−１））＝１　　
（ｅは素数）職位を示す第三の素数をｒとし、積（１）
−１）・（ｑ−１）・（ｒ−１）を６法”とする演算す
なわちｍｏｄｕｌ。

１８− （ｐ−１）・（ｑ−ｉ）・（ｒ−■）においてｅの逆数
すなわち下式（８）を満足する値をｄとする。

ｅ−ｄ＝１ｍｏｄ、（＋）−１）・（ｑ−１）・（ｒ−
１）　　−・−（ｓ）このようにして生成したｅおよび
ｄｆ：公開キーおよび秘密キーとする。

上記の如き方法によル生成した公開キーおよび秘密キー
を用いると、上位の職位者捷たは被配布者の素数績ｎ１
　（＝ｐｌ・ｑ、・ｒｌ）が下位の職位者または送信者
の素数績Ｊ　（＝ｐ３・ｑ、・ｒρよ勺大きくなるよう
にすることができる。

社員は入社時に公開キーｅ、それを構成する素数績ｎ。

（＝ｐＸｑ）および素数ｒおよび秘密キーｄを与えられ
る。このうち素数ｒは職位によって定められた数で職位
の変化があっ′＃、、場合は、その変化に応じた数にか
わる。ｒがｒ′に変更になるとそれに応じて秘密キーｄ
も下式（４）を満足するｄにかわる。

ｄ′・ｅ＝１ｍｏｄ、（ｐ−１，）・（ｑ−１）・（ビ
ー１　）　−−−−−−（４）すべての社員はｒとは別
個に配布用特別職位に相当する数ｒｔｆ与えられている
。ｒ、はすべての社員に共通の値で最高の職位の上に位
置する職位に相当する。

素数ｒの決め方は、本情報変換・復元システムに所属す
る全員の持つ素数績ｎｏ”ｐ”Ｑ　　の集合をＮｏとす
るとき、 Ｎｏ（Ｎｏ−ｒＩ　（Ｎｏｒ２（−（Ｎｏ−ｒｔ＜Ｎｏ
−ｒｔとなるようにｒＩ　＋　ｒ２　＋・・・＋ｒｌ＋
・・・、ｒｚ、ｒｌを定める○たソしｒｔは最高位の職
位に相当する素数で、ｒｔは受信用の共通の特別職位に
相当する素数である。

上述の如く定めた公開キーｅおよび秘密キーｄを用いる
と職位の順序に文書の作成、査閲、承認のための署名が
行われた検証情報は ｎＡ（ｎＢ＜　ｎｅ（ｎ。

の関係が必ず維持されているので、第４図に示すように
多重に変換を行っても全くブロック数を増加させる必要
がないので単時間で変換または復元動作を行うことがで
きる。

上述の実施例は、主情報の変換および復元を同一の主情
報変換・復元部において行うように構成した例であるが
、主情報Ｍおよび検証情報Ｋを受けて主情報Ｍｉ変換主
情報Ｍｘに変換する主情報変換部と変換主情報Ｍｘと検
証情報にとを受けて変換主情＠ＭＸを主情報Ｍに復元す
る変換主情報復元部とを別個に備えるような構成でも差
支えないことは上記の説明から明らかである。

以上詳細に説明したように、本発明の情報変換・復元装
置を用いることによシ、検証情報の変換および復元の処
理速度が早り、シかも検証情報変換・復元部の構成が簡
単な情報変換・復元装置が得られるという効果がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は従来の情報変換・復元装置における多重情報変
換によるデータブロック長の変化を示す説明図、第２図
（ａ）および（ｂ）は本発明の一実施例を情報の変換お
よび復元動作に適用した場合のプロ２１− ツク図、第３図は第２図の実施例において３段階の署名
を行う場合の変換動作を示す説明図、第４図は第３図の
変換動作におけるブロック長の状態を示す説明図である
。 図において、 ２・・・・・・検証情報発生部、４・・・・・・検証情
報変換・復元部、６・・・・・・主情報変換・復元部、
８・・・・・・制御装置、１０・・・・・・入力装置。 ２２−

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 制御装置の指令により動作して主情報を変換するための
   検証情報を出力する検証情報発生部と、前記制御装置の
   指令をうけて動作し、外部装部より下記の条件（１）お
   よび条件（２）全満足する検証情報変換第一キー（ｅ）
   または検証情報変換第二キー（ｄ）と〆前記検証情報と
   を入力したときは変換検証情報を出力し、前記検証情報
   変換第一キー（ｅｌまたは前記検証情報変換第二キー（
   ｄｌと前記変換検証情報とを入力したときは復元した前
   記検証情報を出力する検証情報変伸・復元部と、 前記制御装置の指令を受けて動作し、前記検証情報と上
   位装置からの主情報とを入力したときは前記主すＷ＠を
   変換した変換主情報を出力し、前記検証情報と前ｄピ変
   換主情報とを入力したときは前記変換主情報を復元した
   前記主情報を出力する主情報変換・復元部または前記制
   御装置の指令を受けて動作し前記検証情報と上位装置か
   らの主情報とを入力して前記主情報を変換した変換主情
   報を出力する主情報変換部および前記制御装置の指令を
   受けて動作し前記検証情報と前記変換主情報とを入力し
   て前記変換主情報を復元した前記主情報を出力する変換
   主情報復元部と を備えることを特徴とする情報変換・復元装置。 ただし、条件（１）として、 検証情報変換第一キー（ｅ）は、任意に選んだ２個の素
   数をｐＩｑとするとき、積（ｐ−１）・（ｑ−１）と互
   に素でかつ前記積（ｐ−１）・（ｑ−１）よシ小さな任
   意の素数とし、 条件（２）として、 検証情報変換第二キー（ｄ）は、前記素数１）Ｉｑおよ
   び第三の素数ｒに関する積（ｐ−１）・（ｑ−１）・（
   γ−１）を法”とする演算すなわちｍｏｄｕｌｏ　（ｐ
   −１）・（ｑ−１）・（ｒ−１）において、ｅの逆数す
   なわちｅ−ｄ＝Ｉｍｏｄ、（１）−１）・（ｑ　ｌ）”
   （ｒ　　１）を満足する数値とし、前記第三の素数γは
   、前記任意の２個の素数の任意の有限個の集合ｉＮｏと
   するときＮｏの任意の２個の要素ｎｘ　、　ｎｙ　につ
   いて １１ｘ・γｔ−ｔ〈ｎｙ・γ’＋　　””Ｌ２＋３＋４
   ．・・・たソした＝１ を常に満足するγ８．γ２．γ３．・・・のうちの任意
   の１個とする。