JPS5992649A - ブロツク形デ−タ暗号器制御方式 - 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】 （ａｌ　　発明の技術分野 本発明はブロック形データ暗号器制御方式、特にブロッ
ク暗号器から出力される鍵ストリームデータと入力デー
タとの排他論理和演算により出力データを作成し、該出
力データまたは入力データを前記ブロック暗号器に帰還
入力するブロック形データ暗号器におけるブロック形デ
ータ暗号器制御方式に関す。

ｆｂｌ　　技術の背景 通信回線を伝送されるデータを保護する為に、該データ
を暗号化して伝送する暗号化技術が注目されつつある。

（Ｃ１従来技術と問題点 第１図は従来あるブロック形データ暗号器制御方式の一
例を示す図である。第１図において、送信側のシフトレ
ジスタ２および受信側のシフトレジスタ９には、所定ビ
ット数（本例では５ビツト）から構成される同一のブロ
ックデータＣ′＝（ａｏ、ａｌ、ａ２．ａ３．ａ４）が
初期設定されている。かかる状態で送信側に平文データ
ｄが１ビツト宛到来すると、ヘッダ検出器１が該到来を
検出し、暗号開始信号Ｓをブロック暗号器３に伝達する
。該暗号開始信号Ｓを受信したブロック暗号器３は、シ
フトレジスタ２に設定されているブロックデータｃ　’
　＝（ａ　Ｏｒ　　ａ　１＋　　ａ２．ａ　３゜ａ４）
を鍵ｋにより暗号処理し、ブロックデータＣ′と同一ビ
ット数（５ビツト）から構成される鍵ストリームデータ
ｅ　＝（ｅ　Ｏ＋　　ｅ　１　＋　　ｅ２＋　　ｅ３、
ｅ４）を出力してバッファメモリ４に蓄積する。排他論
理和回路６は、フリップフロップ５に蓄積される平文デ
ータｄの第１ビツトｄＯと、バッファメモリ４に蓄積さ
れている鍵ストリームデータｅの最下位ピッ）ｅＯとに
より排他論理和演算を行って暗号データＣＯを作成し、
通信路７に送出する。また該暗号データＣＯはシフトレ
ジスタ２に入力される結果、シフトレジスタ２にはブロ
ックデータｃ　’　＝　（ｃ　Ｏ，ａ　Ｏ，ａ　１．　
　ａ　２゜ａ３）が設定される。ブロック暗号器３はブ
ロックデータｃ’＝＝（ｃＯ，ａＯ，ａｌ、ａ２．ａ３
）を再び暗号処理し、鍵ストリームデータｅ＝（ｅ５．
ｅ６．ｅ７．ｅＯ，ｅ９）をバッファメモ１ノ４に蓄積
する。排他論理和回路６は、フリップフロップ５に蓄積
される平文データｄの第２ビツトｄｉと、バッファメモ
リ４に蓄積されている鍵ストリームデータｅの最下位ビ
ットｅ５とにより排他論理和演算を行って暗号データＣ
１を作成し、通信路７に送出すると共に、シフトレジス
タ２に入力する。以下同様にして、平文データｄの各ビ
ットが到来する度にブロック暗号器３は暗号処理を実行
して鍵ストリームデータｅを出力し、排他論理和回路６
は該鍵ストリームデータｅの最下位ビットを用いて暗号
データＣを作成し、通信路７に送出する。一方受信側に
おいては、暗号データＣの到来を検出したヘッダ検出器
８が暗号開始信号Ｓをブロック暗号器１０に伝達すると
、ブロック暗号器１０はシフトレジスタ９に設定されて
いるブロックデータｃ’＝　（ａｏ、ａｌ、ａ２．ａ３
、ａ４）を鍵ｋにより暗号処理し、鍵ストリームデータ
ｅ＝　（ｅｏ、ｅｌ、ｅ２．ｅ３．ｅ４）を出力してバ
ッファメモリ１１に蓄積する。排他論理和回路１３は、
フリップフロップ１２に蓄積される暗号データＣの第１
ビツトｃｏと、バッファメモリ１１に蓄積されている鍵
ストリームデータｅの最下位ビットｅＯとにより排他論
理和演算を行って平文データｄｏを復元し、復号データ
ｄ′として送出する。また前記暗号データＣＯはシフト
レジスタ２に入力される結果、シフトレジスタ２にはブ
ロックデータＣ′＝（ＣＯ９ａＯ９ａ１、ａ２．ａ３）
が蓄積される。ブロック暗号器１０はブロックデータｃ
’＝　（ｃＯ，ａｏ＋　　ａｌ＋ａ２．ａ３）を再び暗
号処理し、鍵ストリームデータ６−　（ｅ５．ｅ６．ｅ
７．ｅＯ，ｅ９）をバッファメモリ１１に蓄積する。排
他論理和回路１３は、フリップフロップ１２に蓄積され
る暗号データＣの第２ビツトＣ１と、バッファメモリ１
１に蓄積されている鍵ストリームデータｅの最下位ビン
）ｅ５とにより排他論理和演算を行って平文データｄ１
を復元し、復号データｄ′として送出する。以下同様に
して、暗号データＣの各ビットが到来する度にブロック
暗号器１０は暗号処理を実行して鍵ストリームデータｅ
を出力し、排他論理和回路９は該鍵ストリームデータｅ
の最下位ビットを用いて平文データｄを復元し、復号デ
ータｄ′として出力する。

以上の説明から明らかな如く、従来あるブロック形デー
タ暗号器制御方式においては、送信側および受信側にあ
るブロック暗号器３および１０は、平文データｄまたは
暗号データＣの各ビットが到来する度に、５ビツトから
成る鍵ストリームデータｅを作成し、その内張下位ビッ
トのみを用いて前記平文データｄまたは暗号データＣの
到来ビットの暗号処理を実行する、所謂ビットバイピッ
トの暗号帰還モードにより動作していた。かかるビット
バイビットの暗号帰還モードにおいては、ブロック暗号
器３および１０の暗号処理速度は平文データｄの入力速
度の５倍の高速を要求される為、ブロック暗号器３およ
び１０は高速の専用ＬＳＩ（大規模集積回路）等により
構成する必要があり、当該ブロック形データ暗号器の経
済性を損なう欠点があった。

＋ｄｌ　　発明の目的 本発明の目的は、前述の如き従来あるブロック形データ
暗号器制御方式の欠点を除去し、高速のブロック暗号器
を必要としないブロック形データ暗号器制御方式を実現
することにより、当該ブロック形データ暗号器の経済性
を向上させることに在る。

（ｅｌ　　発明の構成 この目的は、ブロック暗号器から出力される鍵ストリー
ムデータと入力データとの排他論理和演算により出力デ
ータを作成し、該出力データまたは入力データを前記ブ
ロック暗号器に帰還入力するブロック形データ暗号器に
おいて、前記ブロック暗号器から出力される鍵ストリー
ムデータを交互に蓄積する２個のバッファメモリを設け
、一方の該バッファメモリに蓄積される鍵ストリームデ
ータを前記入力データと同期して順次読出して前記出力
データを作成し、該一方のバッファメモリに蓄積される
鍵ストリームデータが総て読出される迄に前記出力デー
タまたは入力データの一部を前記ブロック暗号器に帰還
入力して出力される鍵ストリームデータを他方の前記バ
ッファメモリに蓄積することにより達成される。

（ｆｌ　　発明の実施例 以下、本発明の一実施例を図面により説明する。

第２図は本発明の一実施例によるブロック形データ暗号
器制御方式を示す図であり、第３図は第２図における暗
号処理過程の一例を示す図である。

なお、全図を通じて同一符号は同一対象物を示す。

第２図においては、送信側および受信側に、ブロック暗
号器３または１０の出力する鍵ストリームデータｅを蓄
積する２個のバッファメモリ１５および１６、またはバ
ッファメモリ２１および２２が設けられている。該バッ
ファメモリ１５および１６、またはバッファメモリ２１
および２２に対する鍵ストリームデータｅの書込みは、
位相器１４または２０がブロック暗号器３または１０か
ら暗号処理の終了を示す暗号化終了信号ｆを受信する度
に、交互に出力する書込信号Ｗ１およびＷ２により指定
され、またバッファメモリ１５および１６、またはバッ
ファメモリ２１および２２に蓄積される鍵ストリームデ
ータｅの読出しは、位相器１９または２５が、平文デー
タｄまたは暗号データＣの到来速度に同期して計数する
針数器１７または２３からブロックデータＣ′を構成す
るビット数（５ビツト）の計数を示す計数出力ｇを受信
する度に、交互に出力する続出信号ｒ１およびｒ２によ
り指定される。第２図において、送信側のシフトレジス
タ２および受信側のシフトレジスタ９には、第１図と同
様に同一のブロックデータｃ’＝（ａｏ、ａ’ｌ、ａ２
＋　　ａ３．ａ４）が初期設定されている。かかる状態
で送信側に平文データｄが１ビツト宛到来すると、ヘッ
ダ検出器１が該到来を検出し、暗号開始信号Ｓをブロッ
ク暗号器３および針数器１７に伝達する。該暗号開始信
号Ｓを受信したブロック暗号器３は、シフトレジスタ２
に設定されているブロックデータｃ′−（ａｏ、ａｌ、
ａ２．ａ３＋　　ａ４）を鍵ｋにより暗号処理し、終了
すると暗号化終了信号ｆを出力する。該暗号化終了信号
ｆを受信した位相器１４は書込信号Ｗ１を出力し、バッ
ファメモリ１５にブロック暗号器３から出力される鍵ス
トリームデータｅ＝　（ｅＯ，ｅｌ、ｅ２．ｅ３．ｅ４
）を蓄積する。次に平文データｄの第１ピッ１−ｄｏの
到来時期に計数器１７は計数出力ｇを出力し、ゲート１
８を導通状態とし、また位相器１９に読出信号ｒ１を出
力させる。排他論理和回路６は、フリップフロップ５に
蓄積される平文データｄの第１ビツトｄＯと、バッファ
メモリ１５に蓄積される鍵ストリームデータｅの最下位
ビットｅｏとにより排他論理和演算を行って暗号データ
ｃｏを作成し、通信路７に送出する。なお該暗号データ
ｃＱは、導通状態に在るゲート１８を介してシフトレジ
スタ２に入力される結果、シフトレジスタ２にはブロッ
クデータｃ　’　＝　（ｃ　Ｑ、　　ａ　Ｏ，ａ　１．
　　ａ　２＋ａ３）が設定される。ブロック暗号器３は
ブロックデータｃ’＝　（ｃｏ、ａｏ、ａｌ、ａ２．ａ
３）の暗号処理を開始する。次に平文データｄの第２ビ
ツトｄ１の到来時期に計数器１７は計数出力０ ｇの出力を停止し、ゲート１８を阻止状態とする。

なお位相器１９は読出信号ｒ１の出力を維持する。

排他論理和回路６は、フリップフロップ５に蓄積される
平文データｄの第２ビツトｄｌと、バッファメモリ１５
に蓄積されている鍵ストリームデークｅの第２ビツトｅ
１とにより排他論理和演算を行って暗号データＣ１を作
成し、通信路７に送出する。なお該暗号データｃ１は、
ゲート１８が阻止状態に在る為シフトレジスタ２に入力
されることは無い。以下同様にして、排他論理和回路６
は平文データｄの第３乃至第５ピツ）ｄ２乃至ｄ４がフ
リップフロップ５に蓄積される度に、バッファメモリ１
５に蓄積されている鍵ストリームデータｅの第３乃至第
５ビツトｅ２乃至ｅ４と排他論理和演算を行って暗号デ
ータＣ２乃至Ｃ４を作成し、通信路７に順次送出する。

一方ブロック暗号器３は、暗号データｃ３が送出完了す
る迄にブロックデータｃ’＝　（ｃｏ、ａｏ＋　　ａｌ
ｔ　　Ｃ２＋　　Ｃ３）の暗号処理を終了し、暗号化終
了信号ｆを出力する。該暗号化終了信号ｆを受信した位
相器１４は、暗号データＣ４が送出される間に書込信号
ｗ２を出力し、バッファメモリ１６にブロック暗号器３
から出力される鍵ストリームデータｅ−（Ｃ５，Ｃ６，
Ｃ７，Ｃ８，Ｃ９）を蓄積する。次に平文データｄの第
６ビソ１−ｄ５の到来時期に計数器１７は計数出力ｇを
出力し、ゲート１８を導通状態とし、また位相器１９に
読出信号ｒ２を出力させる。排他論理和回路６は、フリ
ップフロップ５に蓄積される平文データｄの第６ビツ）
ｄ５と、バッファメモリ１６に蓄積されている鍵ストリ
ームデータｅの最下位ビットｅ５とにより排他論理和演
算を行って暗号データＣ５を作成し、通信路７に送出す
る。なお該暗号データＣ５は、導通状態に在るゲート１
８を介してシフトレジスタ２に入力される結果、シフト
レジスタ２にはブロックデータｃ’＝　（Ｃ５，ｃｏ、
ａＯ，ａｌ、Ｃ２）が設定される。ブロック暗号器３は
ブロックデータＣ′−（Ｃ５，ｃＯ，ａｏ、ａｌ、Ｃ２
）の暗号処理を開始する。次に平文データｄの第７ビン
）ｄ６の到来時期に計数器１７は計数出力ｇ　９ の出力を停止し、ゲート１８を阻止状態とする。

なお位相器１９は読出信号ｒ２の出力を維持する。

排他論理和回路６は、フリップフロップ５に蓄積される
平文データｄの第７ビツトｄ６と、バッファメモリ１６
に蓄積されている鍵ストリームデータｅの第２ピツ）Ｃ
６とにより排他論理和演算を行って暗号データＣ６を作
成し、通信路７に送出する。なお該暗号データＣ６は、
ゲート１８が阻止状態に在る為シフトレジスタ２に入力
されることは無い。以下同様にして、排他論理和回路６
は平文データｄの第８乃至第１０ビツトｄ７乃至ｄ９が
フリップフロップ５に蓄積される度に、バッファメモリ
１６に蓄積されている鍵ストリームデータｅの第３乃至
第５ピツ）Ｃ７乃至Ｃ９と排他論理和演算を行って暗号
データＣ７乃至Ｃ９を作成し、通信路７に順次送出する
。一方ブロック暗号器３は、暗号データＣ８が送出完了
する迄にブロックデータＣ’＝　（Ｃ５１ｃＱ、ａＱ、
ａｌ。

Ｃ２）の暗号処理を終了し、暗号化終了信号ｆを出力す
る。該暗号化終了信号ｆを受信した位相器３ １乙 １４は、暗号データＣ９が送出される間に書込信号Ｗ１
を出力し、バッファメモリ１５にブロック暗号器３から
出力される鍵ストリームデータｅ＝’（ｅｌｏ、　ｅｌ
ｌ、　６１２．　Ｃ１３，８１４）を蓄積し、平文デー
タｄの第１１乃至１５ビツトｄ１０乃至ｄ１４の暗号化
に備える。以上の暗号処理過程は第３図に示される。一
方受信側においては、暗号データＣの到来を検出したヘ
ッダ検出器８が暗号開始信号Ｓをブロック暗号器１０お
よび計数器２３に伝達すると、ブロック暗号器１３はシ
フトレジスタ９に設定されているブロックデータＣ’−
（ａｏ、ａｌ、Ｃ２，Ｃ３１Ｃ４）を鍵ｋにより暗号処
理し、終了すると暗号化終了信号ｆを出力する。該暗号
化終了信号ｆを受信した位相器２０は書込信号Ｗ１を出
力し、バッファメモリ２１にブロック暗号器１０から出
力される鍵ストリームデータｅ＝　（ｅｏ、ｅｌ、Ｃ２
，Ｃ３゜Ｃ４）を蓄積する。次に暗号データＣの第１ピ
ツ）ｃＯの到来時期に計数器２３は計数出力ｇを出力し
、ゲート２４を導通状態とし、また位相器２４ ５に続出信号ｒ１を出力させる。排他論理和回路１３は
、フリップフロップ１２に蓄積される暗号データＣの第
１ビツトｃｏと、バッファメモリ２１に蓄積されている
鍵ストリームデータｅの最下位ビットｅＯとにより排他
論理和演算を行って平文データｄｏを復元し、復号デー
タｄ′として送出する。なお暗号データＣＯは、導通状
態に在るゲート２４を介してシフトレジスタ９に入力さ
れる結果、シフトレジスタ９にはブロックデータＣ’−
（ｃＯ，ａｏ、ａｌ、Ｃ２，Ｃ３）が設定される。ブロ
ック暗号器３はブロックデータＣ′＝（ｃ　Ｏ，ａ　Ｏ
，ａ　１．　　ａ　２．　　ａ　３）の暗号処理を開始
する。次に暗号データＣの第２ビツトＣ１の到来時期に
、計数器２３は計数出力ｇの出力を停止し、ゲート２４
を阻止状態とする。なお位相器２５は読出信号ｒ１の出
力を維持する。排他論理和回路１３は、フリップフロッ
プ１２に蓄積される暗号データＣの第２ビツトＣ１と、
バッファメモリ２１に蓄積されている鍵ストリームデー
タｅの第２ビン）６１とにより排他論理和演算を行っ５ て平文データｄ１を復元し、復号データｄ′として送出
する。なお暗号データＣ１は、ゲート２４が阻止状態に
在る為シフトレジスタ９に入力されることは無い。以下
同様にして、排他論理和回路１３は暗号データＣの第３
乃至第５ビツトＣ２乃至Ｃ４がフリップフロップ１２に
蓄積される度に、バッファメモリ２１に蓄積されている
鍵ストリームデータｅの第３乃至第５ビツトｅ２乃至ｅ
４と□排他論理和演算を行って平文データｄ２乃至Ｃ４
を復元し、復号データｄ′として順次送出する。

一方ブロック暗号器１０は、平文データｄ３が復元完了
する迄にブロックデータｃ’＝（ｃＱ、ａＯ，ａｌ、Ｃ
２，Ｃ３）の暗号処理を終了し、暗号化終了信号ｆを出
力する。該暗号化終了信号ｆを受信した位相器２０は、
平文データｄ４が復元される間に書込信号Ｗ２を出力し
、バッファメモＩＪ２２にブロック暗号器１０から出力
される鍵ストリームデータｅ−（Ｃ５，Ｃ６，Ｃ７，Ｃ
８゜８９）を蓄積する。次に暗号データＣの第６ビツ）
Ｃ５の到来時期に計数器２３は計数出力ｇを出　Ｒ 力し、ゲート２４を導通状態とし、また位相器２５に読
出信号ｒ２を出力させる。排他論理和回路１３は、フリ
ップフロップ１２に蓄積される暗号データＣの第６ビツ
トｃ５と、バッファメモリ２２に蓄積されている鍵スト
リームデータｅの最下位ビン）Ｃ５とにより排他論理和
演算を行って平文データｄ５を復元し、復号データｄ′
として送出する。なお暗号データｃ５は、導通状態に在
るゲート２４を介してシフトレジスタ９に入力される結
果、シフトレジスタ９にはブロックデータＣ’−（Ｃ５
，ｃｏ、ａｏ、ａｌ、Ｃ２）が設定される。ブロック暗
号器１０はブロックデータＣ′−（Ｃ５，ｃｏ、ａｏ、
ａｌ、Ｃ２）の暗号処理を開始する。次に暗号データＣ
の第７ビツトｃ６の到来時期に計数器２３は計数出力ｇ
の出力を停止し、ゲート２４を阻止状態とする。なお位
相器２５は読出信号ｒ２の出力を維持する。排他論理和
回路１３は、フリップフロップ１２に蓄積される暗号デ
ータＣの第７ビツトｃ６と、バッファメモリ２２の第２
ビツトに蓄積されている鍵ストリ７ −ムデータｅ６とにより排他論理和演算を行って平文デ
ータｄ６を復元し、復号データｄ′として送出する。な
お暗号データｃ６は、ゲート２４が阻止状態に在る為シ
フトレジスタ９に入力されることは無い。以下同様にし
て、排他論理和回路１３は暗号データＣの第８乃至第１
０ピツ）Ｃ７乃至Ｃ９がフリップフロップ１２に蓄積さ
れる度に、バッファメモリ２２に蓄積されている鍵スト
リームデータｅの第３乃至第５ビツトｅ７乃至ｅ９と排
他論理和演算を行って平文データｄ７乃至ｄ９を復元し
、復号データｄ′として順次送出する。

一方ブロック暗号器１０は、平文データｄ８が復元完了
する迄にブロックデータＣ’＝（Ｃ５，ｃＯ，ａＱ、ａ
ｌ、Ｃ２）の暗号処理を終了し、暗号化終了信号ｆを出
力する。該暗号化終了信号ｆを受信した位相器２０は、
平文データｄ９が復元される間に書込信号Ｗ１を出力し
、バッファメモリ２１にブロック暗号器１０から出力さ
れる鍵ストリームデータｅ−（ｅ　１０．　　ｅ　１１
．　　ｅ　１２゜Ｃ１３，Ｃ１４）を蓄積し、暗号デー
タＣの第１８ ■乃至１５ビツトの暗号化に備える。

以上の説明から明らかな如く、本実施例によれば、送信
側においては、排他論理和回路６がバッフプメモリ１５
および１６に蓄積される鍵ストリームデータｅを構成す
る各ビットを用いて順次到来する平文データｄの５ビツ
トを暗号化し、その間ブロック暗号器３が、ブロックデ
ータＣ′の暗号処理を実行して次に到来する平文データ
ｄ５ビットの暗号化に備える。また受信側においても、
”送信側と同様の処理過程が実行される。その結果ブロ
ック暗号器３および１０の暗号処理速度は平文データｄ
の入力速度と同程度で済み、ブロック暗号器３および１
０を高速のＬＳＩ等により構成する必要が無くなる。な
お鍵ストリームデータｅを構成する総てのビットを使用
することにより、暗号強度は何等の影響を受けない。

なお、第２図および第３図はあく迄本発明の一実施例に
過ぎず、例えばブロックデータＣ′および鍵ストリーム
データｅを構成するビット数は５ビツトに限定されるこ
とは無く、他の任意ビット９ 数により構成する場合にも、本発明の効果は変らない。

また送信側および受信側の構成は図示されるものに限定
されることは無（、他に幾多の変形が考慮されるが、何
れの場合にも本発明の効果は変らない。

Ｔｇｌ　　発明の効果 以上、本発明によれば、前記ブロック形データ暗号器に
おいて、ブロック暗号器を高速の専用ＬＳＩ等により構
成する必要が無くなり、当該ブロック形データ暗号器の
経済性を向上することが可能となる。

【図面の簡単な説明】

第１図は従来あるブロック形データ暗号器制御方式の一
例を示す図、第２図は本発明の一実施例によるブロック
形データ暗号器制御方式を示す図、第３図は第２図にお
ける暗号処理過程の一例を示す図である。 図において、■および８はヘッダ検出器、２および９は
シフトレジスタ、３および１０はブロック暗号器、４．
１１．１５．１６．２１および２　ｎ ２はバッツァメモリ、５および１２はフリップフロップ
、６および１３は排他論理和回路、７は通信路、１４．
１９．２０および２５は位相器、１７および２３は計数
器、１８および２４はゲート、Ｃ′はブロックデータ、
Ｃは暗号データ、ｄは平文データ、ｄ′は復号データ、
ｅは鍵ストリームデータ、ｆは暗号化終了信号、ｇは計
数出力、ｋは鍵、ｒｌおよびｒ２は読出信号、ｗｌおよ
びＷ２は書込信号、を示す。 １

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 ブロック暗号器から出力される鍵ストリー、ムデータと
   入力データとの排他論理和演算により出力データを作成
   し、該出力データまたは入力データを前記ブロック暗号
   器に帰還入力するブロック形データ暗号器において、前
   記ブロック暗号器から出力される鍵ストリームデータを
   交互に蓄積する　　　。 ２個のバッファメモリを設け、一方の該バッファメモリ
   に蓄積される鍵ストリームデータを前記入力データと同
   期して順次読出して前記出力データを作成し、該一方の
   バッファメモリに蓄積される鍵ストリームデータが総て
   読出される迄に前記出力データまたは入力データの一部
   を前記ブロック暗号器に帰還入力して出力される鍵スト
   リームデータを他方の前記バッファメモリに蓄積するこ
   とを特徴とするブロック形データ暗号器制御方式。