JPS60121486A

JPS60121486A - 再帰的キー目録暗号化装置

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Publication number: JPS60121486A
Application number: JP59223648A
Authority: JP
Inventors: ブルース　イー　バスビー
Original assignee: Sony Corp
Current assignee: Sony Corp
Priority date: 1983-10-24
Filing date: 1984-10-24
Publication date: 1985-06-28
Anticipated expiration: 2010-03-15
Also published as: JPH0723984B2; US4776011A

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】〔産業上の利用分野〕本発明は、暗号化装置、特にデジタル・ワードを暗号化
する装置に関するものである。

〔従来の技術及び問題点〕　′ コンピヱータのソフトウェアを暗号化する何らかのシス
テム又は装置が欲しいことがよくある。

特に、ソフトウェアを占有する人間によりそのソフトウ
ェアが変えられるのを防止したい場合に、それが望まれ
る。−例として、教育用コンピュータ・プログラムを用
いる学生があげられる。そのプログラムには彼の点数が
コンピュータ・メモリ・ディスクに記録されており、そ
れを学生が占有する可能性がある。従来の技術で上述の
ような装置を作ろうとすると、例えばＩＢＭ／ＮＢＳ　
ＤＥＳ型シクシステムうに比較的多量のコードとデータ
を必要とする難点がある。

また、暗号化は、各使用者の電子的署名を形成する性質
のものであることが望ましい。そうすると、暗号文（テ
キスト）の呈示者が占有を認められたものかどうかを決
定してその人間にそのテキストの解読をさせることがで
きる。暗号化装置は、その装置の使用者間でのデータの
転移を考慮しなければならない。

〔発明の目的〕

本発明の１つの目的は、帰納的キー目録（ｒｅｃｕｒｓ
　−１°Ｑ：　ｋｅｙ　５ｃｈｅｄｕｌｅ　）を発生す
る暗１ｔ［ｆｆ１ｌ提供することである。

本発明の他の目的は、ソフトウェアを余り必要としない
暗号化装置を提供することである。

本発明の更に他の目的は、暗号データのファイルをもつ
人間によって変更されるのを防止する暗号化装置を提供
することである。

本発明の別の目的は、データ作成者のデジタル自署をチ
ェックしてその暗号データの所有者が資格のあるもので
あるかどうかを決定できる暗号化装置を提供することで
ある。

〔発明の概要〕

上述及び他の目的を達成するため、デジタル形式の原文
を暗号化する装置の本発明においては、まず使用者によ
り示されるコード・ワードから作用（ｗｏｒｋｉｎｇ　
）暗号化キー目録、すなわち最初のキー目録を発生した
後に原文を暗号化する手段と、非直線的暗号化手段を設
ける。こうすると、作用暗号化キー目録を記憶又は送信
する必要がなく暗号文のみを記憶すればよいことになる
。また、これにより、暗号化ソフトウェア・プログラム
の大きさを減らしその実行速度を上げることができる。

本発明装置は、ランダムアクセス（アドレス可能）メモ
リの形のマスター・テーブル及びワーキング・テーブル
と、異なる計数限度をもつ複数のリセット可能カウンタ
と、２人力及び１出力をもつ排他的オア論理手段と、こ
の排他的オア論理手段の出力が供給され、入来デジタル
・ワードの各ビット位置を異なるビット位置にシフトし
、その結果を出力する第１の非対称ビットかきまぜ手段
と、予め定めたアドレス可能ワードを記憶し、上記非対
称ビットかきまぜ手段の出力より供給される入来デジタ
ル・ワードを所定のビット群に分割し、それらを記憶さ
れたワードのアドレスとしてそれらを出力するのに用い
る第１のルックアップ・テーブル手段とを有する。本発
明装置は、更に、マスター・テーブル及びワーキング・
テーブル・メモリ、排他的オア論理手段、カウンタ、並
びにルックアップ・テーブル手段に接続され、これらの
装置に次のような一連のステップを行わせる制御手段を
有する。

まず、ワーキング・テーブル・メモリに最初の所定キー
目録データを入れた後、所定のビット群より成るコード
・ワードを排他的オア論理手段により排他的オア処理す
るが、その際カウンタの１つにおけるカウントを参照し
て選択したマスター・テーブル・メモリにおけるエント
リ（入力データ）を用いる。次に、そのカウンタのカウ
ントを歩道（増加）させる。排他的オア論理手段の出力
は、第１の非対称ビットかきまぜ手段に入力し、入来す
る排他的オア処理（以下「排他オア」と略す。）された
ワードの各ビット位置を異なるビット位置にシフトし、
その出力を第１のルックアップ・テーブル手段に供給す
る。そこで、それらを２つの所定ビット群に分割して、
ルックアップ・テーブルにおける記憶ワードのアドレス
として用い、それらのアドレスに記憶されたワードを出
力させる。

ルックアップ・テーブル手段からのワード出力は、それ
から排他的オア論理手段の入力に帰還させ、この全過程
を排他オア処理の間に複数回にわたり毎回異なる１つの
カウンタを用いて繰返す。

最後に、ルックアップ・テーブル手段の出力をマスター
・テーブル・メモリへ順次大れて記憶させる。このよう
にして、この処理過程を全コード・ワードの処理が終わ
るまで繰返す。

上述の制御過程により、入力コード・ワードに基く新し
い作用キー目録が発生する。その後デジタル原文を暗号
化するために、制御手段は次のような一連のステップを
実行する。まず、マスター・テーブル・メモリの内容な
ワーキング・テーブル・メモリに移す。そして、排他的
オア論理手段に所定のビット群より成る入力原文ワード
を排他オアさせる際に、カウンタの１つにおけるカウン
トを参照して選択したワーキング・テーブル・メモリ手
段におけるエントリを用いる。次に、制御手段はそのカ
ウンタのカウントを歩進させる。再び、排他オアされた
ワードのビット位置をかきまぜてルックアップ・テーブ
ル手段に送り、上記の過程と同様に、ルックアップ・テ
ーブル手段の出力を排他的オア論理手段に入力ワードと
して再供給する。

この過程を、複数回にわたり毎回異なる１つのカウンタ
を用いながら一定の順序で繰返し、最後に、第１ルツク
アツプ・テーブル手段からの結果を暗号化されたテキス
ト・ワードとして出方する。

こうして、コード・ワードから発生した作用キー目録を
用い、すなわち帰納的キー目録を発生して、原文を暗号
化する。その解読は、コード・ワード。

原（最初の）キー・テーブルをもち、非対称ビットかき
まぜ器及びルックアップ・テーブル手段にアクセスしう
る者によってのみ可能である。

解読は最初同じ線に沿って進行するが、原コード・ワー
ドを用いて作用キー目録を発生した後は、手順はほぼ逆
になる。入来暗号文は、制御手段により第２のルックア
ップ・テーブル手段に供給する。第２ルツクアツプ・テ
ーブル手段は、入力について第１ルツクアツプ・テーブ
ル手段の逆を行う。この逆ルックアップ・テーブル手段
の出方は、第２の非対称ビットかきまぜ手段に供給され
る。

第２非対称ビツトかきまぜ手段は、第１非対称ビツトか
きまぜ手段と同量を反対方向にかきまぜてビットを原位
置に戻す（復元する）。この第２非対称ビツトかきまぜ
手段の出力は、第２の排他的オア論理手段により、カウ
ンタの１つにおけるカウントにより選択されたワーキン
グ・テーブル・メモリにおけるエントリと共に排他オア
される。

そのカウンタはその後制御手段により歩進され、第２排
他的オア論理手段の出力は第２ルツクアツプ・テーブル
手段へ帰還し、そして、この過程を複数回にわたり毎回
異なる１つのカウンタを用いて繰返す。カウンタを使用
する順序は、原文（テキスト）の暗号化に使用するとき
の反対である。

最後に、第２排他的オア論理手段の出力が明瞭なテキス
ト・ワードとなる。

暗号化過程において更に無作為性を与えるには、各カウ
ンタに共通因子をもたない異なる予め定めた数をカウン
トさせる。その後、各カウンタを制御手段によりリセッ
トする。

最初のマスター・キー目録及びコード・ワードは、どち
らも解読処理を引受ける操作員には知られている。しか
し、暗号化処理を引受ける者には、コード・ワードしか
知られていない。したがって、デコーダ（解読器）にと
って、コード化されたメツセージの呈示者が解読された
メツセージを受けるか又はそれを使用する資格のあるも
のかどうかは、明らかとなる。なぜならば、キー目録及
びコード・ワードは、特定の正白な使用者しか有しない
からである。

本発明の上述及び他の目的、特徴及び利点は、図示の実
施例について以下の詳細な説明により容易に理解できる
であろう。

〔実施例〕

第１図は、本発明装置の暗号化操作を示すブロック図で
ある。同図において、使用者から供給される最初のコー
ド・ワードすなわちキー・ワードα〔は、ステップαａ
で最初のキー目録アレーを用いて暗号化される。この最
初のキー目録アレーは、例えば所定の暗号文の受領者か
ら与えられる。暗号化ステップａりにおいて、コード・
ワードは作用（ｏｐｅｒａｔｉｎｇ　ｏｒ　ｗｏｒｋｉ
ｎｇ　）キー目録アレー（１４）の発生に用いられる。

明瞭な原文α樽は、ステップ０６）で作用キー目録アレ
ーα→を用いて暗号化され、暗号文−が作られる。

第２図は、本発明の暗号化装置の実施例を示すブロック
図である。この基本的暗号化装置は、上記ステップα２
及びαｅの両方において使用される。

コード・ワードＱＯ）のような入力バイト（２２は、キ
ー目録アレー弼からの選択されたエントリと共に排他的
オア論理手段０！荀により排他オア（ＸＯＲ）される。

このキー目録は、最初の予め定めたキー目録でも、又は
後述のようなコード・ワードを用いて発生貝だキー目録
でもよい。各入力バイトと共に排他オアされるべきキー
目録アレー０６）からの各８ビツト群を選択するのに、
３つのカウンタ（ト）、（至）又は（４Ｇのうちの１つ
におけるカウントに対応する指示（ｐｏｉｎｔｅｒ　）
を用いる。

排他オアされた出力は非対称ビットかきまぜ器に供給し
、そこで入来ワードの全ビットを決められた方向に１以
上位置を動かす。例えば、１ビツトだけ右に動かす。

かきまぜられたビット出力は、次いでルックアップ・テ
ーブル手段（至）の入力に供給する。ルックアップ・テ
ーブル手段（至）は、入来ワードを最初（前）と最後（
後）の４ビツト群に分ける。前の４ビツト群は、第１の
ルックアップ・テーブルであるＳボックス０つの入力に
供給する。入来ワードは、Ｓボックス０つに予め定めた
記憶ワードを配置するアドレスとして使用し、記憶ワー
ドは出力ワードの前の４ビツトとしてあとで出力される
。同様に、入来ワードの後の４ビツトは、同じ機能をも
ち出力ワードの後の４ビツトを発生するＳボックス（財
）に供給する。ビットかきまぜ器（至）及びルックアッ
プ・テーブル（至）は、非直線的暗号化すなわち分散（
ｄｉｆｆｕｓｉｏｎ　）処理を行うものである。

排他的オア手段０４）、キー目録アレー・メモリＱ６）
、非対称ビットかきまぜ器（ハ）、ルックアップ・テー
ブル手段軸及びカウンタ（３ｆＥ）、　Ｃ（８）、　（
４［）は、すべてこれらに接続されたＣＰＵ（４２に制
御される。ＣＰＵ（４３がこれらの装置を操作する特別
の方法を第３図を参照して説明する。第３図は、第２図
装置の動作を詳細に示す流れ図である。同図は、ＣＰＵ
（４Ｂで実行されるステップのプログラムと、これらの
プログラムされたステップに続＜ＣＰＵＱ２によるこれ
らの装置の操作によって生じる一連の結果とを示してい
る。

第３図において１．ＣＰＵ（４２は、最初のステップ（
４４）でカウンタ（至）、弼及び四の終点を定める。こ
れは、各カウンタが自動的にＯのような最初の値にリセ
ットされる点である。同図において、カウンタ（至）の
終点は、ＥＮＤ　ＰＯＩＮＴ（０）と定義され１４に等
しくセットされる。カウンタ（至）の終点は、　ＥＮＤ
　ＰＯ−ＩＮＴ（１）と定義され１５に等しくセットさ
れる。カウンタ（４０の終点は、ＥＮＤ　ＰＯＩＮＴ（
２）と定義され１３に等しくセットされる。したがって
、例えば、カウンタ（至）はカウント１５に達すると自
動的に０にリセットされる。

次のステップ（４ｅで、　ＣＰＵ（４２１は、ワーキン
グ及びマスター・キー・テーブル・メモリの大きさを決
める。本例では、８Ｘ３２ビツトである。カウンタ０６
）、（至）及び顛は、その後ステップ（４槌でＯに初期
化される。また、第２図でアレー（ハ）として記号的に
示されたマスター及びワーキング・テーブル・メモリも
、　ＣＰＵ（４３により０に初期化される。ステップ５
Ｉで、可変整数Ｍが０にセットされる。Ｍは、暗号化を
受けつつある入力バイトの列におけるバイトの番号を表
わす。Ｍ＝Ｏは、第１バイトのことである。それから、
ＣＰＵ（６）は、ステップ（５功で、予め定めた最初の
キー目録データをマスター・キー・テーブル・メモリに
入れる。マスター・キー・テーブルの内容は、それから
ステップ６４）でワーキング・テーブル・メモリにコピ
ーされる。

ステップ（ト）及び（ト）で、一時に１バイトの入来ワ
ードは、ＣＰＵ（４Ｂに送られ可変指示されるものとな
る。すなわち、ステップ槌で、可変ワードＷＯＲＤは、
ステップ（至）に供給される次の入力バイトＩＮＰＵＴ
　ＢＹＴＥに等しくセットされる。

ステップ−で、３つのカウンタＮ、　Ｃ３８）、　Ｇｉ
Ｉのどれが使用中かを示す変数Ｎが、カウンタ（１）に
対応してＯに等しくセットされる。ＫＥＹ　ＰＯＩＮＴ
ＥＲとして指示される変数は、ステップ呻で、カウンタ
（Ｎ）のカウントに等しくセットされる。Ｎがθ値の場
合、カウンタ弼のカウントがＫＥＹ　ＰＯＩＮＴＥＲに
なる。Ｎが１に等しい場合、カウンタ弼のカウントがＫ
ＥＹ　ＰＯＩＮＴＥＲになり、Ｎが２に等しい場合、カ
ウンターのカウントがＫＥＹ　ＰＯＩＮＴＥＲになる。

ステップ（財）で、ＣＰＵ（４つは、ＫＥＹ　ＰＯＩＮ
ＴＥＲの値により指示されるワーキング・テーブル・ア
レー（ハ）からのエントリと共に論理手段（ハ）により
、可変ＷＯＲＤを排他オア（ＸＯＲ）させる。したがっ
て、Ｎ＝Ｏの場合、カウンタ（至）のカウントにより指
示されるアドレスにあるアレー〇〇の内容が、上述のよ
うに、ステップ（ト）で供給される入力バイトに等しい
可変ＷＯＲＤと共に排他オアされることになる。

ステップ−で、カウンタ（Ｎ）のカウントを１つだけ進
める。次のステップ輪で、　ＣＰＵ（４Ｂは、カウンタ
（Ｎ）のカウントがＥＮＤ　ＰＯＩＮＴ（Ｎ）に等しい
かと５かを質問する。答えがイエスであれば、ステップ
Ｃｌ０）で、カウンタ（Ｎ）のカウントな０に等しくセ
ットする。答えがノーであれば、ＣＰＵ（４２１は、ス
テップυａに進み、非対称ビットかきまぜ器（ハ）に排
他オアされたＷＯＲＤの全ビットを右に１位置だけシフ
トさせる。この処理により得られる８ビツト・ワードは
、ステップσ荀で、ルックアップ・テーブル手段（７）
により前と後の４ビツト群に分けられる。ＣＰＵ（４３
は、ステップｆｆｅで、前の４ビツトを用いて対応する
４ビツトをルックアップ・テーブル０渇中に見付け、ス
テップσ槌で、後の４ビツトを用いて対応する４ビツト
をテーブルＣ３４中に見付ける。

ステップｆｆｆ９の出力は前の４ビツトとして、またス
テップ（？樽の出力は後の４ビツトとして用いられ、ス
テップ−で、　ＮＥＷＯＲＤとして定義される新しい８
ビツト・ワードが作られる。

ステップ曽で、コンピュータは、Ｎが２に等しいかどう
かをチェックする。Ｎが２に等しければ、全３カウンタ
（至）、（至）及び顛がアクセスされたことを示す。ノ
ーであれば、　ＣＰＵ（ハ）は、直接ステップ岐に進み
ＮをＮ＋１に等しくセットし、ステップ６トＷＯＲＤ　
ヲＮＥＷＯＲＤ　Ｋ等シ＜セットする。ＣＰＵハ、それ
からステップ６榎に戻り、順に各カウンタ弼。

（至）及び四の内容を用いてステップＩ４からｒ８３ま
でを繰返し、（ト）に供給される入力バイトを暗号化す
る。

カウンタ顛を使用し終わるとＮは２に等しくなり、ＣＰ
Ｕ（４２は、ステップ（財）に進みＭが３１より大か否
かを判定する。Ｍが３１より大きいことは、コード・ワ
ードの全３２バイトが暗号化されたことを示す。Ｍが３
１より大でなければ、ＣＰＵ（４２は、ステップ（財）
に進み、マスター・テーブル・メモリの第１エントリか
ら始めて各エントリな順次ＮＥＷＯＲＤで置換える。

その後、　ＣＰＵ（４３＆ま、ステップａｐでＭを１だ
け進め、ステップ（財）でＭが３０より小さいか又は等
しいかを質問する。コード・ワードの全バイトが暗号化
されるまで答えはノーであり、ＣＰＵは、ステップ（至
）に戻りステップｒ５［９のコード・ワードの次のバイ
トを入力させる。ＣＰＵは、Ｍが３０より大となる、す
なわちＭが３１に等しくなるまで、ステップ輸より（財
）までを繰返す。それから、ＣＰＵ（４Ｂは、ステップ
（ト）に進みＭが３１より大か否かを判定する。Ｍ＝３
１すなわちコード・ワードの最後の８ビツトが暗号化さ
れた時点で、ＣＰＵ（４３＆よ、マスター・キー・テー
ブル・メモリの内容をステップ（至）でワーキング・テ
ーブル・メモリにコピーする。それから、ＣＰＵ（４３
は、ステップ［相］に進み今や原文（１ａｌであるＩＮ
ＰＵＴ　ＢＹＴＥを受入れ続ける。ＣＰＵ（６）は、同
様にして、ステップ６ト（を用い入力原文の各８ビツト
を順次暗号化する。しかし、ステップ（財）。

ａ３．＄４）及び弼をバイパスし、単にステップ（１０
のでＮＥＷＯＲＤの各８ビツトを出力し、ステップ（１
０２）で原文の終わりが判定され、そしてステップ（１
０４）でプログラムは終わる。ここに、暗号化プログラ
ムの大きさが従来技術に比して非常に小さく、実行が非
常に早いことが認められるであろう。

第４図は、本発明装置の解読操作を示すブロック図であ
る。同図において、解読の間、第１図に示したと同じス
テップ（１０）、　（１２）及びα力は繰返されるが、
暗号文−がステップ（１ので元の明瞭な原文α印に解読
される。作用キー目録アレーα荀は、単にコード・ワー
ド０〔と暗号文の受領者が保持する原キ−目録アレーと
を用いて再発生される。

第５図は、本発明に用いうる解読装置を示すブロック図
である。同図について、第４図のステップ（１６′）に
使用される装置を説明する。暗号文の各入力バイトは、
順次前と後の４ビツト群に分割され、別々に逆ルックア
ップ・テーブル手段（１０６）の入力として供給される
。逆ルックアップ・テーブル手段（１０６）は、テーブ
ル（１０８）と（１１のより成り、ルックアップ・テー
ブル翰と全く逆の機能を果す。

すなわち、ルックアップ・テーブル（１０８）及び（１
１０）の内容は、単にそれぞれルックアップ・テーブル
０４及び（財）の内容の逆である。ルックアップ・テー
ブル（１０８）及び（１１０）からの出力は新ワードの
前と後の４ビツトとして供給され、この新ワードは非対
称ビット復元器（１１２）への入力として供給される。

復元手段（１１２）は、ビットかきまぜ器（２）で行わ
れた場合に比し全ビットを逆方向に同量だけシフトする
。

復元器（１１２）からの出力は、それから、カウンタ顛
のカウントにより選択されるキー目録アレー（ハ）から
のエントリと共に排他的オア論理手段（１１４）におい
て、排他オアされる。カウンタ顛のカウントは、歩進さ
れる。その結果は入力に帰還され、この過程は順次カウ
ンタ（至）及び（至）について繰返され、８ビツトの明
瞭な原文が作られる。手段（１０６）　）（１１２）　
、　（１１４）及びメモリｆ２０並びにカウンタ（至）
〜（４Ｇは、すべてｃｐｕ（ａ２の制御の下に動作する
。しかし、第５図の装置は、暗号文の解読にのみ使用さ
れ、コード・ワードからの作用キー目録の発生には使用
されない点に注意されたい。これは、第２及び第３図に
ついて上述したと同様にして行われる。

第６図は、第５図装置の動作を示す流れ図である。同図
において、ＣＰＵ（４ａは、解読の間、ステップ（４４
）〜−を繰返すことにより作用キー目録を発生する。た
だし、ステップ（財）のみは飛ばして直接ステップ侶４
からステップ輸に進む。ＣＰＵ（４２は、コード・ワー
ドの全バイトを暗号化して作用キー目録を作り、マスタ
ー・キー・テーブルに記憶してマスター・キー・テーブ
ルをワーキング・テーブルにステップ−でコピーした後
、暗号文の解読に移る。

解読は、まず、ステップ（１１６）でＮを２に等しくセ
ットすることから始まる。ＣＰＵ（４３は、次に、ステ
ップ（１１８）で与えられる暗号文の最初の入力バイト
ＩＮＰＵＴ　ＢＹＴＥを取上げ、ステップ（１２０）で
ＷＯＲ−Ｄを次のＩＮＰＵＴ　ＢＹＴＥに等しくセット
する。ステップ（１２２）で、ＣＰＵは、ＷＯＲＤを前
と後の４ビツトに分け、ステップ（１２４）で、前の４
ビツトを用いて逆ルックアップ・テーブル（１０Ｂ）中
に対応する４ビツトを見付け、ステップ（１２６）で、
後の４ビツトを用い【逆ルックアップ・テーブル（１１
の中に対応する４ビツトを見付ける。ステップ（１２８
）で、ステップ（１２４）からの出力はＮＥＷＯＲＤの
前の４ビツトとなり、ステップ（１２６）の出力はＮＥ
ＷＯＲＤの後の４ビツトとなる。ステップ（１３ので、
　ＣＰＵ（４３は、復元器（１１２）にＮＥＷＯＲＤの
全ビットを１位置左に、すなわちステップσａ、σｅ、
σ樽で行ったのと反対にシフトされる。

次に、ＣＰＵ（４２１は、ステップ（１３２）で、ＫＥ
Ｙ　ＰＯ−ＩＮＴＥＲをカウンタ（Ｎ）のカウントに等
しくセットする。それから、ＮＥＷＯＲＤは、ステップ
（１３４）で、ＫＥＹ　ＰＯＩＮＴＥＲにより指示され
るワーキング・テーブル・メモリからのエントリと共に
排他オア（ＸＯＲ）される。ステップ（１３６）で、カ
ウンタ（Ｎ）のカウントは１つ進められる。

それから、ＣＰＵ　（４のは、ステップ（１３８）で、
カウンタ（Ｎ）のカウントがＥＮＤ　ＰＯＩＮＴ（Ｎ）
に等しいかどうかを判定する。その特定のカウンタがそ
の終点に達しておれば、そのカウンタのカウントはステ
ップ（１４ので０にリセットされる。それから、ＣＰＵ
（６）は、ステップ（１４２）でＮを１つ減らし、ステ
ップ（１４４）でＷＯＲＤを排他オア（ＸＯＲ）された
ＮＥＷＯＲＤに等しくセットする。こうして、暗号文の
最初の８ビツトが第５図の装置によって解読される。暗
号化過程で行ったように、この一連のステップは更に２
回繰返される。すなわち、各カウンタ（４Ｉ、（至）及
び（至）に対し、この順序でこれらのステップが繰返さ
れる。この段階の完了は、ステップ（１４６）で、Ｎが
−１に等しいかどうかを質問して判定される。答えがノ
ー、すなわち未だ全部のカウンタが使用されていない場
合、ＣＰＵ（４３は、ステップ（１２２）に戻り、Ｎが
−１に等しくなるまでステップ（１２２）より（１４６
）までを繰返す。その後ステップ（１４８）で、　ＷＯ
ＲＤが明瞭な原文として出力される。

ステップ（１５０）で暗号文が終わりに達しない場合、
ＣＰＵは、ステップ（１１６）に戻り、暗号文の次のＩ
ＮＰＵＴ　ＢＹＴＥを処理する。この処理は、文の終わ
りが決定されるまでステップ（１１６）〜（１５０）に
より繰返される。文の終わりが決定されると、ＣＰＵは
ステップ（１５２）でプログラムを終了する。

本発明の暗号化装置によれば、ただ１つのコード・ワー
ドを用いて必要な帰納的キー目録を発生するので、デー
タ記憶量を大きく減らすことができる。上述の実施例で
は特定の非直線的暗号化手段（＠、　Ｃ３ＧＦ　（１０
６）及び（１１２）　）を好適なものとして示したが、
本発明においては他の型の非直線的暗号化手段を使用し
【もよい。

また、上述の実施例ではカウンタのカウントは作用キー
目録発生後リセットされないが、他の実施例におい【エ
ラー源となる可能性を除くためにこのステップを追加し
てもよい。

本明細書で用いた語句や表現は、説明のためであって限
定のためのものではなく、均等物を除外するものでもな
い。本発明は、特許請求の範囲内において種々の変形・
変更をしうるものである。

〔発明の効果〕

本発明の効果は、次のとおりである。

（イ）ただ１つのコード・ワードを用いて必要な帰納的
キー目録を発生するので、データ記憶に要する装置を大
幅に減少することができる。

（ロ）必要なソフトウェアが少なくてすむ。暗号化プロ
グラムの大きさが非常に少なく、実行速度が早い。

（ハ）暗号データのファイルをもつ人間によってソフト
ウェアが変えられるのを防止する。

に）暗号データの所有者が資格のあるものかどうかをチ
ェックできる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の暗号化操作を示すブロック図、第２図
は本発明装置の実施例を示すブロック図、第３図は第２
図装置の動作を示す流れ図、第４図は本発明の解読操作
を示すブロック図、第５図は本発明に用いうる解読装置
を示すブロック図、第６図は第５図装置の動作を示す流
れ図である。（ハ）・・・・・・マスター・テーブル・ランダムアク
セス（アドレス可能）メモリ及びワーキング・テーブル
・ランダムアクセス（アドレス可能）メモリ、０６）〜
（４１・・・・・・カウンタ、（財）・・・・・・排他
的オア論理手段、（ハ）・・・・・・非直線的暗号化手
段、＠り・叩・制御手段。

Claims

【特許請求の範囲】

デジタル形式の原文を暗号化するために帰納的キー目録
を発生させる装置において、１つのマスター・テーブル
−ランダムアクセス（アドレス可能）メモリと、１つの
ワーキング・テーブル・ランダムアクセス（アドレス可
能）メモリと、複数の計数限度が異なるリセツ、ト可能
カウンタと、２人力及び１出力を有する排他的オア論理
手段と、この排他的オア論理手段の出力を受けてそれを
暗号化し、その結果を出力として生じる非直線的暗号化
手段と、上記マスター・テーブル及びワーキング・テー
ブル・メモリ、上記排他的オア論理手段、上記カウンタ
並びに上記非直線的暗号化手段に接続された制御手段と
を具え、この制御手段は、上記ワーキング・テーブル・
メモリに予め定めたキー目録データを入れ、その後上記
排他的オア論理手段に、上記カウンタの１つにおけるカ
ウントを参照して選択したマスター・テーブル・メモリ
のエントリと共に所定のピット群より成るコード・ワー
ドを排他的オア処理させ、上記１つのカウンタのカウン
トを歩進させ、上記非直線的暗号化手段の出力を上記排
他的オア論理手段への入力として供給し、この過程を複
数回にわたり毎回具なる１つのカウンタを使用し且つ上
記非直線的暗号化手段の出力を連続するエントリとして
上記マスター・テニプル手段に記憶させながら繰返し、
これらの動作を全コード・ワードが暗号化されるまで繰
返し、上記マスター・テーブル・メモリの内容を上記ワ
ーキング・テーブル・メモリに入れ、その後この動作を
原文の連続するデジタル・ビット群に対して繰返し、そ
の結果を出力することを特徴とする帰納的キー目録暗号
化装置。