JPS6016779B2 - ブロツク単位暗号化装置 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】

今日の産業界では、データの秘匿性及び保安に対する要
望が次第に強まっている。 通信の分野では、無線通信又は電話線を介して伝送され
るデータは傍受並びに無許可の利用或いは変更を受ける
余地がある。計算機産業では、例えば種々の貯蔵装置に
アクセスすることにより、或いは端末の間で若しくは端
末と遠隔アクセス式計算機網の主局の闇で伝送されるメ
ッセージを傍受することにより、無許可でデータを取得
することが出来る。この様な回線では、多数の加入者が
、秘密の性格を持つ情報を受取り、保存し、処理し並び
に供給する為に、データ・バンクにアクセス出来る。こ
の様なシステムに於けるデータの保安の必要性は幾ら強
調しても、強調しすぎることはない。一般的に、今日の
計算センターは、中央処理装置並びにデータ処理設備が
設けられている場所での物理的な保安には大がかりな体
制をしいている。 例えば、その為に用いられている若干の体制を挙げると
、人が計算センターに出入りするのを制限すること、装
置を作動するのに機械的なキーを利用していること、並
びにカメラによる監視がある。こういう保安体制は、無
許可の人間を計算センターの建物自体から遠ざける点で
は或る程度の安全を成就しているが、遠隔の場所にある
多数の端末がケーブル又は電気通信線路を介して中央処
理装置に接続されている大規模な遠隔アクセス式計算機
網には有効ではない。データの秘匿性を保持する為、計
算システムに或るディジタル方式が用いられている。 この１つの方式は、一般的に記憶装置保護と呼ばれる装
置を使うものである。この形式のデータ保安方式は、中
央処理装置内にある貯蔵装置の選ばれた部分に対して独
得の２進キーを関係づけている。処理装置の内部には、
実行し得る命令の操作並びに貯蔵装置の一部分に対する
アクセスの際、２進キーが合うかどうかを検査する種々
の保護回路がある。この形式の保安手段は、無許可の人
間でも、計算システムの回路を知っていて、無許可でデ
ータを非合法に呼出す巧みなプログラミング手法を工夫
することが出来る者がいれば、計算システム内の情報を
いういう人間から保護するのには一般的に無効である。
通信の分野では、暗号方法が保安並びに秘匿性を保つ手
段として従来から認識されている。 従来、通信の秘匿性を守る為、メッセージを暗号化する
多くの方式が開発されている。例えば、平明文メッセー
ジから暗号文を作成する為に使われて来た周知の１つの
方法は換字である。換字方式では、平明なメッセージを
構成する文字又は記号を予定のキーに従って他の何等か
の記号と取替える。この結果得られた置換メッセージは
暗号であって、秘密が保たれると考えられ、秘密キーを
知らなければ理解することが出釆ないという希望が持て
る。所定のキーに従って換字を行なうことの特定の利点
は、キーを逆に適用することによって解読動作が容易に
実施出来ることである。換字方式の普通の実施が、例え
ば米国特許第２９６４８５６号及び同第２９８４７０び
号‘こみられる。更に高級な襖字方式の設計原理が、ベ
ル・システム・テクニカル・ジャーナル誌第２８巻、第
６５６頁乃至第７１５頁（１９４単王１０月号）所載の
Ｃ．Ｅ．シャノンの論文「コミニユケイション・セオリ
・オブ・セクレシィ・デバィセズ」に記載されている。 この論文には、暗号法のその後の発展の例として、プロ
ダクト・サィフア法が説明されている。即ち、互いに異
なる２種類又は更に多くの種類のメッセージ‐記号間変
換を順次適用するものである。プロダクト・サィフア法
の１例は、記号の置換をした後、記号の晋べ換え（転字
）を行なつｏ計算機のデータ通信の分野では、サィェン
テフィック・アメリカン誌第２２群登、第５号、（１９
７２壬５月号）、第１５頁乃至第２３頁所載の日．フェ
イステルの論文「クリブトグラフイ・アンド・コンピュ
ータ．プライバシィ」に論じられている様に、プロダク
ト・サィフア法が他の種類の暗号方式よりもすぐれてい
ることが一般的に認められている。 プロダクトご・サィフア法の例が前に挙げた米国特許第
３７９８３５ｙ号及び同第３７９６８３ぴ号の記載され
ている。こういう特許には、独特なュ一ザ・キーの制御
の下にブロック暗号を発生する装置が記載されている。
データ・ブロックの大きさ並びにキーの大きさを注意深
く選ぶと、暗号が見破られる確率は極めて小さくなる。
即ち、キーのあらゆる組合せを試すことによって、暗号
を解読しようとするのは実際上不可能になる。暗号文が
独特なユーザ・キーについて何の情報も表わしていない
場合、特にそうである。前に述べたブロック単位暗号化
方式（ｂｌ比ｋｃｉｐｈｅｒｃｒ沖ｔｏ匁ａｐｈｉｃｓ
＄ｔｅｍ）特に襖字を利用するものは、極めて安全な贈
号を作るのに利用することが出来る。 然し、こういう方式でこの様な暗号を作るのに払わなけ
ればならない対価として、暗号化過程を何回も繰返さな
ければならない。例えば、この様な方式を利用して満足
すべき安全さを持つ暗号を作るには、１母重行なうこと
が最小限であると考えられる場合が多い。米国のザ・ナ
ショナル・ビューロー・オブ・スタンダースは、政府機
関が新しいプラィバシィ関係の法律を実施するのに役立
つ政府用の規準とする為、最近、ｒ計算機データ保護用
暗号アルゴリズム」と云う題の連邦情報処理基準を提案
した。提案された規準が詳しい技術的な説明と共にフェ
デラル・レジスタ第４鏡費、第５２号、１９７３王３月
１７日号（月曜日）、第１２１乳貢乃至第１２１３９頁
に記載されている。この様なブロック単位暗号化方式の
問題点は、任意の所定のデータ・ブロックｘが出力ブロ
ックｙに変換され、全ての場合に同じキーが使われると
仮定すると、同一のｘは常に同一のｙを出力として発生
することである。 後で第１表乃至第５表について更に詳しく説明するが、
暗号化しようとする所定の記録内に同一のブロックの大
きなストリングが発生する場合、問題になることがある
。例えば、多くの空白が存在する計算機の原始コードが
そうである。更に、上に述べたブロック単位方式は、い
ずれの場合も完全なデータ・ブロックを受取ると想定し
ており、短いブロックがあった場合は、暗号化の前に人
工的に埋合せてから、完全に修復したブロック形式で送
出しなければならない。 これは不必要な又は情報でないデータを貯蔵装置に入れ
ることを必要としたり、或いはそれに対応して情報でな
いデータを伝送することを必要とするので、いろいろの
点で不利である。暗号化形式で変換しようとする新しい
各々のデータ・ブロックを、その方式に於けるこれ迄の
データの流れの内の或る要素を表わすデータ部分と、暗
号化作業の前に、数学的に可逆の変換で絹合せることに
より、上に述べたキー制御式ブロック単位暗号化方式の
出力の反復性を除くことが出釆ることが判った。 更に、新しい各々の入力データ・ブロックをそれより前
の暗号文ブロックと粗合せることにより、誤りの伝播が
ごく制限されることが判った。更に、短いブロックは、
この短いブロックの外部で求めたデータ・ブロックのキ
ー制御式変換と短いブロックとを紐合せることによって
、処理することが出来る。 従って、この発明の主な目的は、同一の入力データ・ブ
ロックが暗号変換によって相異なる出力データ・ブロッ
クを生ずる様なキー制御式ブロック単位暗号化装置を提
供することである。 キー制御式ブロック単位暗号化装置を設け、装置に対す
るデータ入力をュ−ザから供給される独得な２進キーＫ
の制御の下に変換することにより、この発明の目的の一
部分が達成される。 この変換は表式ｆＫで表わすことが出来る。この発明で
は、暗号化装置からの出力が装置から直接的にゲートさ
れると共に、装置の入力へ戻され、そこで逆関数を持つ
離散的な操作である第１の変換により、装置に入力され
る新しいデータ・ブロックと組合される。この第１次変
換の結果をキー制御式ブロック単位暗号化装置に再び導
入し、それ以上の入力ブロックが利用来なくなるまで、
この過程を続ける。この装置の別の面として、特別の短
ブロック暗号化ルーチンを利用する。 装置の入力に短いブロックが出て来た時、独得な定数又
はブロック単位暗号化装置のそれ迄の出力をブロック単
位暗号化装置に通し、変換ｆＫを完了した時、こうして
変換された定数を前記第１次変換を通じて短いデータ・
ブロックと細合せる。第１次変換の出力は短いブロック
であり、これが装置から直接的に送出されると共に、そ
れが短いブロックであるという表示がつけられる。この
発明を利用すると、従来のブロック単位暗号化装置の誰
の目にも明らかな弱点がなくなる。 夫々の場合に同じキーを利用すると仮定すると、所定の
データ・ブロックは常に同じ暗号文又は暗号化されたデ
ータ・ブロックを生ずる。従って、或る暗号文ブロック
が同一であると判ると、対応する平明文ブロックが同一
であることが判る。その内の１つが判っていれば、全て
が判る。どれも判らなくても、統計又は前後関係から推
察することが出来る。例えば、計算機の原始プログラム
では、空白の多数のブロックがよくあり、これはその反
復的なパターンから暗号文中で確認することが出来る。
他の点では強力なブロック単位暗号化方式で、この様に
露呈することはあまり重大でないことがあり、暗号文の
他の部分の暗号解読の成功に通ずることはないかも知れ
ないが、或る限られた情報が判り、他の情報についても
限られた範囲で推量が出来ることがある。 この問題に対するこの発明の解決策は、暗号化の前に、
各々の平明文ブロックｘｉをその前の暗号文ブロックｙ
ｉ‐，又はブロックｙｉ‐・・ｙｉ‐２・・．・・・・
及び場合によってキーＫ又はこれらの何等かの関数（必
ずしも可逆でなくてよい）と可逆的に組合わせることで
ある。 以下、直ぐ前の暗号文ブロックｙｉ‐，に直接的に関係
する場合を説明するが、これは好ましい実施例であり、
この問題を解決する適切な保護になる。（強力なブロッ
ク単位暗号化と共に）と考えられる。然し、２つより多
くの先行するブロック又は場合によってキーにも直接的
に関係することを排除するものではない。この過程をこ
）ではブロック連鎖と呼ぶ。数学的に云うと、暗号化は
（Ｅ）ｙＦｆＫ（×由）ｇ（ｙｉ−，））：ｉ＝１，２
，・・・・・・で構成される。 或いはこれと等価であるが、更に詳しく工程に分けて云
うと（Ｅａ）：ｕｉ＝ｇ（ｙｉ−，） （Ｅｂ）：×ｉ′ニ×ｉ由ｕ， （Ｅｃ）：ｙｉ＝ｆＫ（ｘｉ′） こ）でｆは現存のブロック暗号、Ｋはキー、ｇは必ずし
も可逆でなくてよいが、全ての暗号ブロックに対して定
義された或る離散値を持つ関数、由は全てのメッセージ
・ブロックｘ及びｇの全ての値ｕに対して定義された何
等かの２数演算で、その値が許容し得る暗号ブロックで
あり、右逆元（ｒｉｇｈｔｉｎｖｅｒｓｅ）日を有する
。 即ちｘ′＝ｘ由ｕ及びｕからｘ＝ｘ′日ｕを一意的に決
定することが出来る。ｘｉ及びｙｉはｉはｉ番目の平明
文及び賭号文ブロック、ｙｏは何等かの形で定義する。
例えば或る定数ＫＩとして定義する。ｙｉがｘｉ及びｙ
ｉ‐，に関係し、ｙｉ‐，がｘｉ‐，及びｙ：‐２に関
係するという風になるから、ｙｉがｆＫを通じて、ｘｉ
，ｘｉ‐，，……，均，ｘ，及びｙｏに関係し、従って
ｘ，乃至ｘｉの全ての暗号文ブロック、即ちｘｉ並びに
これまでの経過に関係することは明らかである。 従って、同じ或いは異なる記録にあるか、又は同じキー
を持つ暗号系列内にある２つの平明文ブロックｘｉ，及
びｘｉ２又はｘｉｆｌ）及びｘｉｆ２）がたまたま等し
くても、それらのそれまでの経過が同一でなければ、そ
れらを暗号にしたものが等しくない可能性が大きい。こ
ういう暗号文が等しくないことが所望の性質である。前
掲の式（Ｅ｝の利用し得る２つの特別な場合は次の通り
である。 ｛１’関数ｇが同一性で、（Ｅａｌ）：ｕ＝ｇ（ｙ）＝
ｙ｛２）ｇがｙの４バイトから成る両半分を交換して構
成されること。 これは（Ｅａ２）：ｕ＝ｇ（ｙ）＝ｙと表わされる。 この両方の場合、由は由と定義される。即ち（Ｅｂ）は
モジュロ２のビット毎の加算ト則ち排他的オアである。
この時日も由である。他の多くの関数ｇ及び由を利用し
得る。例えばｕ＝ｇ（ｙ）はｙのビットの或る一定の小
集合の和又は排他的オアで、場合によって転字を含んで
いてよい。由はオーバフロ−を抑制した桁上げつきの加
算であってよく、日は対応する減算になる。或し、はｘ
′＝ｘ由ｕはｕビット位置だけ循環的に左（又は右）へ
シフトしたｘを意味するものであってよい。（Ｅａｌ）
及び（Ｅａ２）に対する｛Ｅ｝のこういう特別の場合は
次の様に書くことが出来る。（ＥＩ）ｙｉ＝ｆＫ（ｘｉ
由ｙｉ‐，） ：ｉ：１，２，・・・・・・ （Ｅ２）ｙｉ＝ｆＫ（ｘｉ田ｙｉ‐，） ：ｉ＝１，２，…・・・ Ｅ，ＥＩ及びＥ２に対応する復号式は次の通りである。 ■×ｉニｆ反１（ｙｉ）日ｇ（ｙｉ−，）：ｉ＝１，２
，・・・・・・（Ｄ，）ｘｉ＝ｆＲ１（ｙｉ）田ｙｉ‐
，：ｉ＝１，２，・…・・ （Ｄ２）ｘｉ＝ｆＲ１（ｙｉ）由ヤｉ‐，：ｉ＝１，２
，・・・・・・ こ）でｆ‐１は復号様式に於ける現存のブロック暗号で
あり、金はｅと同一である。 全ての場合、ｘｉの復号がｙｉ及びｙｉ−，（及びＫ）
を知ることだけに関係し、それより前のｙを知ることに
は関係がないという重要な性質に注意されたい。 従ってトｙ，を伝送又は受信し、或いは書込み又は謙取
る際の誤りは、ｘｉ（もとの誤りがｆＲＩを伝播する為
、ブロック中に生ずる誤りが大きい）並びにｘＭ（もと
の誤りがｇ及び日を伝播する為に、その結果生ずる誤り
は小さい）だけの誤った復号を招くが、他のｘには関係
しない。ｙｉを計算する際の誤りはｘｉだけの誤った復
号を招くが、ｘｉ＋，の誤った復号は招かない。もっと
も、後続のｙは他の場合とは異なる。こういう性質は、
（その平明文が保安及び経済性の為、保存されない場合
が多い）ファイル、又は繰返すことが出来ない通信を暗
号化する時、各々の誤りによって１つ又は２つのブロッ
クしか判読不能にならず、ファイル又はメッセージの他
の部分は判読不能にならないので、非常に重要である。
暗号文のこの性質は自己治癒性又は限界つき誤り伝播と
呼ぶことが出来る。計算機のファイルは記録と呼ばれる
部分（普通は１つ又は更に多くのブロックを含む）に小
分けされる場合が多い。 これが第２図に明らかに示されている。この実施例では
、‘１｝各々の記録の初めにブロック連鎖の初期設定を
再び行なうこと、又は‘２’１つの記録の終りから次の
記録の初めへブロック連鎖を継続することのいずれを選
択してもよい。簡単なブロック連鎖は、各々の個別の記
録をそれより前のものとは無関係に復号することが出来
るという利点がある。 たゞ、たまたま同一の最初のブロックを持ち、の後場合
によって同一の２番目のブロック等を持つ記録は、その
平明文ブロックで相次いで一致する限り、同じ数の暗号
文ブロックにわたって、暗号が同一になるという欠点が
ある。記録の連鎖が大抵の場合に好ましいと思われる。 これは、同一の記録又は同一の形で始まる記録が全く違
って暗号化され、同一又は同様であると確認することが
出来ないという利点がある。記録がファイルの初めから
暗号化され、その後逐次的に復号される場合、何等それ
に従う欠点がない。記録が順序をくずして（ランダム・
アクセスで）復号され又は更新（変更並びに再暗号化）
される場合、各々の記録の最初のブ。ックは一般に誤っ
て復号される。各々の記録の最初のブロックを無関係な
フィールドとして使うことにより、これから生ずる悪影
響を避けることが出来る。このフィールドの予め暗号化
された値は任意であってよく、それを後で復号した値は
無視することが出来る。ブロック単位暗号化方式の別の
問題は、ブロックの長さの倍数でない長さを持つ記録を
暗号化する場合である。 １つの解決策は、ブロックの長さの倍数になるまで、記
録に詰込み（パッテング）を行なうこと（即ち付加的な
バイト（又はビット）を用いてその長さを長くすること
）である。然し、この為には記録の長さを長くすること
並びに詰込みの分量を表示することが必要であるが、そ
のいずれも、特に計算機のファイルを管理をする場合に
は望ましくないことがある。この発明は、短いブロック
ｘｉ＝（ｘｉ、ｉ：ｊ＝１，２，・…”，ＬｉくＬ）（
こ）でＬは標準のブロックの長さである）で構成される
半端のバイト（又はビット）ｘｗを暗号化する方法を含
む。 この方法は短いブロックの長さＬｉを保存するが、勿論
、利用し得る知識（Ｋ並びに好ましくは前の何等かのｘ
並びに／又はｙに関する適当な情報）に基づいて可逆で
なければならない。長さを保存しようとする場合、詰込
まれたｘｉをブロック暗号に仕立てても役に立たない。 これは、長さＬの暗号を長さＬｉに切断しなければなら
ないし、暗号の捨てた部分がなければ、復号によってｘ
ｉが回復不能だからである。この実施例では、ｘｉ＝（
ｘｉ，ｉ：ｉ＝１，・・・…，Ｌｉ）という形の短いブ
ロックを（８）ｙｉ＝ｘｉ金ｈ（Ｋ，ｙｉ‐，） という形式の規則によって暗号化する。 こ）でｈ（Ｋ，ｙｉ‐，）はｙｉ‐，（並びに場合によ
ってはそれより前のｙｏ但しこの必要ははないと思われ
る）の（必ずしも可逆である必要はないが）何等かのキ
ー依存性を持つ関数であり、金は全ての短いブロックｘ
ｉ並びにｈの全ての値に対して定義された２数操作であ
って、逆関数昼を持つ。この為、ｙｉ及びｈ（Ｋ，ｙｉ
‐，）からｘｉを回復することが出来る。下記（〇）参
照。由及び金の１つの違いは、田は長さＬのｘｉに作用
するが、金は任意の長さＬｉ＜Ｌのｘｉに作用すること
である。 この実施例では、両者に対して排他的オア■を使うが、
曲こ対しては、由が右−引数の全体に対して作用するの
に対し、企に対しては、それが右−引数の内の最初のＬ
；／ゞィト又はビットだけに作用する。関数ｈ（Ｋ，ｙ
ｉ‐，）は、キ」依存性を持っていてもいなくても、単
なる定数であってはならない。 これは暗号文の内の十分多くの短いブロックがあれば、
周知の統計的な手法並びに前後関係から判断する方法並
びに考えられる平明文に対する既知の拘束から、この定
数を回復し、従って平明文の短いブロックを回復するこ
とが出来る様になるからである。その為、これは暗号化
毎の変えるべきであり、それがこれをｙｉ‐．に依存す
る様にした理由である。これは簡単にｙｉ‐，に依存す
るもの、即ちｈ（Ｋ，ｙＭ）＝ｈ（ｙｉ‐，）にするこ
とは出来ない。 これはｙｉ‐，は相手側にも判っており、関数ｈ‘ま、
全ての暗号アルゴリズムと同じく、公知と考えなければ
ならないからである。この為、これは合法的なユーザに
は判るが、相手側には判らない様な形で、即ちキーに依
存性を持つ形でｙｉ−，に依存しなければならない。完
全なブロックの連鎖の場合に使われるのと同様に、少な
くとも２種類の方法が可能である。‘１｝ｈ（Ｋ，ｙｉ
−，）＝ｆＫ（ｙＨ）‘２１ｈ（Ｋ，ｙｉ‐，）＝ｆＫ
（ヤＨ）完全なブロックの連鎖と同様に、操作金は排他
的オア由に選ぶか、最初にｈ（Ｋ，ｙｉ‐，）を長さＬ
ｉに切断した後に行なう。 然し、完全なブロックの連鎖と異なり、操作金又は田は
ｆＫを使う前ではなく、使った後に適用される。即ち伍
′１）ｙｉ，ｊ＝ｘｗ由（ｆＫ（ｙｉ‐，）），ｊ：ｊ
＝・，．．，．．．，Ｌｉ（Ｅ′２）ｙｉ，１＝ｘｉ，
ｉ■（ｆＫ（ｙｉ‐，）），ｊ：ｊ：・，．…．．，Ｌ
ｉこ）で（・・・・・・）、ｉは（・・・・・・）内の
表式のｉ番目のバイト（又はビット）を表わす。 フロック連鎖との統一をとる為、｛２｝の方法が好まし
いが、｛１ー及び■のどちらをとるかは重要ではない。 暗号の保安の点からすると、関数ｈ（Ｋ，ｙ）はＫを知
らなければｙをｈ（Ｋ，ｙ）から容易に演縛することが
出来ない様になっていること、並びにｈ（Ｋ，ｙ）が好
ましくは一番長い短いブロックと少なくとも同じだけの
みかけ上独立のビットを含むこと（ｆＫによって発生さ
れる長さＬで十分である）が重要である。対応する復号
式は次の通りである。 （〇）ｘｉ＝ｙｉ８ｈ（Ｋ，ｙＨ） （Ｄ′，）ｘｉ，１＝ｙｉ，ｊ由（ｆＫ（ｙｉ‐，））
，ｊ：ｊ＝１．．．．．．Ｌｉ（Ｄ′２）ｘｉ，１＝ｙ
ｉ，ｉ由（ｆＫ（ｙｉ‐，）），ｊ：ｊ＝ＩＬ短いブロ
ックを復号する時、暗号化工程を行なうことに注意され
たい。 記録の連鎖を使わず、ブロックが記録の初めにあり、従
って記録全体である場合（即ち、記録がフロックよりも
長さの短い「短い記録」である場合）、〔Ｅ｝又は（Ｅ
，）又は（Ｅ２）と統一をとる為、規則（８）又は（Ｅ
′．）又は（８２）を使いｙｏはブロック連鎖の場合と
同じ様に定義する（但し、ｙｏは付加的な暗号化を受け
ることに注意されたい）。 この結果、全ての短い記録は、一定のキー依存性を持つ
定数ｈ（Ｋ，ｙｏ）を金又は■に従って加算することに
よって暗号化される。前に述べた様に、この様なデータ
は十分な分量があると、暗号解読が出来、定数が判り、
従って短い記録の平明文が判る。然し、ブロック暗号が
十分強力であれば、前後関係による以外に、一層長い記
録がその為に蟻性になることはない。然し、記録の連鎖
を使うと、それが望ましいことであるが、最初の記録の
後の各々の記録の最初のブロック（完全であっても短く
ても）に連鎖する為、ｙｏの代りに、直ぐ前の記録の暗
号化の際にブロック単位暗号化装置から出て来た最新の
値ｖを使う。 この様に記録を連鎖する動作様式では、短い記録でも長
いものと同じ様に強力に暗号化することが出来、一般に
同一の短い記録は、希望する通り、それに連鎖したｖが
一般的に異なる為、異なる暗号になる。 記録の内部で並びに記録どうしの間で完全なブロック並
びに短いブロックに連鎖する前述の方式は、各々の初期
設定の時にｙｏ＝Ｋ，に設定され且つその後完全でも短
くても、最新のブロックの暗号化の際にブロック単位暗
号化装置から出て来た最新の値となる、ブロックの値を
表わす変数として、連鎖値を表わす今述べた記号ｖを使
うことにより、記号として統一することが出来る。 ブロックが完全なブロックであれば、ｖはその結果得ら
れる暗号文ｙである。短いブロックであれば、ｖは前の
ｖを再び暗号化したもの（又はｖ）であり、短い暗号文
ｙを作る為に短い平明文ｘと組合されるものである。こ
のｖを用いると、上に述べた説明並びに式は次の様に統
一される初期設定が行なわれる時（即ち、ブロック連鎖
の場合（記録の連鎖ではなく））には各々の誼緑の初め
に、又は（ブロック及び）記録の連鎖では、各々のファ
イルの初めに、暗号化でも復号でも、次の様に指定する
ことが来る。 Ｖ＝ｙｏ＝Ｋ， その後（次の初期設定の時まで）、暗号化又は復号並び
にｖの更新は次の規則に従う。 暗号化の場合 各々の完全なブロックｘｉに対し ｕ＝ｇ（ｖ） ×′ｉ＝×ｉ由ｕ ｙ三：ｆＫ（Ｘ′ｉ） Ｖ＝ｙｉ 各々の部分的なブロックｘｉ＝（ｘｉ，ｊ：ｉ＝１，２
，……，Ｌｉ＜Ｌに対しＵ＝ｇ（ｖ） Ｖ＝ｆＫ（ｕ） ｙｉ＝×｛金ｖ 復号の場合 各々の完全なブロックｘｉに対し ｕ＝ｇ（ｖ） Ｘ′ｉ＝ｆ吏１くｙｉ） ×ｉニ×′ｉ日ｕ Ｖ＝ｙｉ 各々の部分的なブロックｙｉ＝（ｙｉｖ：ｉ＝１，２，
……，ＬｉくＬ）に対しｕ＝ｇ（ｖ） Ｖ＝ｆＫ（ｕ） ×ｉ：ｙｉ今ｖ フロック単位暗号化方式に対するこの発明の改良につい
て上に理論的に述べたことは、この様な方式の暗号の安
全性を改善するこの発明の方式の根本的な考えを述べた
ものである。 暗号文の改善は第１表乃至第５表に非常に明瞭に認めら
れる。 第１表には、典型的なデータ・ファイル（一連のプログ
ラム・ステートメント）が平明文の形でで示されており
、これから判る様に、この様なデータ印字出力にとって
典型的な様に、多数の空白スペースを持っている。この
様な多数の空白があることはどういうことかと云うと、
それらがファイル内に多数の同一のブロックを形成し、
この様なファイルを暗号化したものは、第２表に示す最
初の暗号文から明らかな様に、相当の冗長性又は操返し
を持つ。第２表はこの発明の考えを適用しなかった場合
である。即ち、第２表の００００００００００００００
０００００００００００００００００００００００−Ｎ
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は暗号文の連鎖を利用していない。 第３表は、記録の連鎖の考えを適用した場合のこの発明
の利点を明瞭に示している。 これ迄の説明から判る様に、記録の連鎖は暗号文ブロッ
クの連鎖の特定の場合である。記録の連鎖を用いる時、
この連鎖は記録の境界にわたって続けられる。第１表に
示すデータの例では、各々の行が典型的には１つの記録
であり、記録の連鎖を使うと、暗号文ブロックの連鎖が
、この頁に表わされているデータ・ファイル全体にわた
って連続的に続けられる。この為、繰返しがもはや目に
つかなくなる。第４表及び第５表は、前に説明したこの
発明の別の面、即ち装置に誤りが導入された時にこの発
明では伝播が制限されることを例示している。 第４表及び第５表の例では、暗号化の際に何等かの形で
誤りが導入されたと仮定している。検査してみれば、星
印が図示の印字出力の左上隅から斜めに下に現われる点
で、第４表が第３表と違うことが認められよう。これが
導入された誤りである。第５表は第４表に示す不正の暗
号文を復号したものであり、誤りの伝播が制限されるこ
とを示している。第５表を第１表と比較すれば、各々の
行に限られた誤りしか存在しないことが認められよう。
これ迄の説明から判る様に、これは１つのブロック内で
は重大な誤りであるが、隣りのブロックではずっと小さ
な誤りである。ついでながら述べておくと、第２図に示
す特定のデータフオーマットは単に例として示したもの
であり、これは記録並びにファイルには、図示の特定の
初め及び終りマーク又は同等な区切り方法を用いる場合
が多いという計算機業界の常套手段に従ったものである
。 更に、データ・バイトがクロツク・パルスを含むことが
示されている。これも広く普及した使い方である。この
実施例はこのフオーマットを利用して作用する様に設計
されており、事実全ての制御及びタイミング回路はその
動作にこの様なフオーマツトを必要とする。然し、この
発明は暗号文の連鎖の考えをブロック単位暗号化装置と
粗合せて使うことに関するものであって、こういうデー
タフオーマット並びに所要の制御回路がこの発明の根本
的な一部分を構成するものではないことを明確に承知さ
れたい。次に第ＩＡ図乃至第ＩＤ図のフローチャートを
詳しく説明する。これらの図はこの発明の作用、具体的
に云えば実施例を非常に明確に例示している。このフロ
ーチャートを構成する第ＩＡ図乃至第ＩＤ図について具
体的に説明する他に、第３Ａ図乃至第３Ｃ図のハードウ
ェアの実施例についても説明する。実施例の動作の説明
はフローチャートの説明をした後で行ない、最後にハー
ドウェアを動作させるのに必要なマイクロプログラム丹
頂序のＩＪストを挙げると共に、その動作を説明する。
以下の説明並びに第１図のフローチャートは、暗号化又
は復号しようとするデータが離散的な形（ディジタル形
式）の流れとして利用出釆、何等かの形でこのデータの
小さな流れに分割されていると仮定している。この４・
さな流れをこ）では記録と呼ぶ。これらの記録はファイ
ルと呼ぶ一層大きなグループにまとめられており或いは
まとめることが出来る。このフオーマットが第２図に示
されている。このデータは例えば貯蔵媒体から入手し得
るし、或いは通信線路に沿って伝送することが出来る。
第２図は、データが相次ぐバイト、即ち並列ビットの並
列の群としてこの装置のハードウェアに到達することを
明瞭に示している。各々のバイトがデータ・クロツク・
パルス（図に示してない）を伴う。１つの記録を構成す
るバイトの前に記録の初め即ち８０Ｒマーク又は信号が
あり、その後にはそれに合せた記録の終り又はＥＯＲ信
号が続く。 ファイルはこの様な１つ又は更に多くの記録で礎成れ、
その前にファイルの初め又はＢＯＦ信号であり、その後
にはそれに合せたファイルの終り又はＥＯＦ信号が続く
。データ・パルス及び信号は今述べた順序で装置のハー
ドウェアに到着すると仮定する。必要があれば、適当な
予備処理並びに誤り検出及び補正回路によって、こうい
うことを保証することが出来る。こういう前提の下に、
データ又はマークが到着する合間の任意の時刻に、回路
は第２図に示す３つの主な状態の内のどれかの状態にあ
ると考えることが出来る。縦態１‘まファイルの合間の
状態、であり、全てのファイルの前又は全てのファイル
の後である場合を含む。ＢＯＦであれば、その各々には
対応するＥＯＦがある。状態２は記録の合間の状態であ
り、或るファイルの最初の記録の前又は最後の記録の後
の場合を含む。ＢＯＦは受取ったが、それに対応するＥ
ＯＦはまだない。然しこの後のＢＯＲにはいずれもＥＯ
Ｒが対応している。状態３は記録内部の状態である。Ｂ
ＯＲを受取っており、幾らかのデータも受取っている（
場合によっては受取っていない）が、それに対応するＥ
ＯＲはまだ受取っていない。状態１では、ＢＯＦが最初
に到着する信号であると予想することが出来、それが到
着すれば装置が状態２になることが第２図から判る。状
態２では、ＢＯＲが来るかＥＯＦが来ることが予想され
、８０Ｒが来れば装置は状態３になるが、ＥＯＦが釆れ
ば装置は状態１になる。状態３では、対応するデータ・
クロツク・パルスを伴うデータ・バイトか或いはＥＯＲ
が来ることが予想され、データ・バイトが来れば、それ
が処理され、装置は依然として状態３にとゞまるが、Ｅ
ＯＲが来れば装置は状態２に戻る。これらの状態、特に
状態３は、例えばどれだけ多くのバイトを受取ったか、
どうし、々種類の連鎖を行なっているか等に応じて、更
に小状態（これは詳しく説明しない）に小分けされる。
次に第ＩＡ図乃至第ＩＤ図及び第３Ａ図乃至第３Ｃ図に
ついて説明する。 第３Ａ図の左上に１バイト幅の入力データ母線１１と、
データ・クロック・パルス又はデータＣＰ，ＢＯＦ，８
０Ｒ，ＥＯＲ及びＥＯＦと呼ぶ５本の１ビット信号線と
があることが判る。ファイル又は通信線路又は予備処理
装置は、任意の時、これらの１ビット線がどれも付勢さ
れないか又はその１つだけが付勢され、この１つがデー
タ・クロツク・パルス線である場合、１バイト幅のデー
タ母線にデータ・バイトが利用し得る様になっていると
仮定する。この為、５本の１ビット制御線上の信号の順
序が、第２図に示した記録及びファイルのマーク並びに
データ・バイトの順序に対応する。更に、これらの図に
示すこれから説明する回路は通信線路に較べて十分速く
動作し、各々の入力信号は次の入力信号が到着する前に
処理されてリセットされると仮定する。回路が第３図の
右側に、これに対応する５本一組の１ビット出力信号線
及び１つの出力データ母線１３を持つことに注意された
い。記録及びファイルのマークとデータ・バイト及びデ
ータ・クロツク・パルスの順序が出力でも入力と同じに
なる様に構成されていることを後で説明する。然し、出
力データは入力データを暗号化したもの又は復号したも
のであるので、実際のデータ・バイトは異なる。第３８
図の左側に、連鎖なし、ブロック連鎖、記録の連鎖、並
びに暗号化か復号かに応じて１本ずつの４つの様式制御
入力とキー入力母線とがあることが判る。 各々のファイル（又はファイル群）に対し、これら４本
の線及び母線は、選択された様式にする様に且つキーを
使う様に予め設定されていて、ファイルを処理する間、
外部又は内部でラッチされている。連鎖を選択する３本
の線の左、１本だけが付勢される。 ブロック連鎖を選択した場合、連鎖はブロックからブロ
ックへ行なわれる（１ブロックがブロック単位暗号化装
置又はその他に入力され又はそこから出力されるデータ
の量である場合、一層少ない量のデータが記録の終りに
残る）。この時各々の記録の初めに連鎖の初期設定をし
直す。記録の連鎖を選択した場合、やはり連鎖はブロッ
クからブロックへ行なわれるが、連鎖の初期設定のやり
直しは各々のファイルの初めにだけなされ、各々の記録
の初めには行なわれない。この両方の様式が図示の装置
に含まれている。連鎖なしを選択した場合は側路様式で
あって、この時ブロックの暗号化は、何等連鎖を行なわ
ない単なるブロック暗号である。これを設けたのは両立
性の便宜の為であり、不可決ではない。残りの線は暗号
化を希望する場合は一方の状態に、そして復号を希望す
る場合は他方の状態にする。 次に第ＩＡ図乃至第ＩＤ図の動作の流れ図を機能的な観
点からボックス毎に説明する。装置を初めて作動した時
、状態１にある。制御はボックス１から始まる。制御が
ボックス２に移り、そこで入力フラグ及びデータ母線の
破算の様な任意の所望の初期設定が行なわれる。次に制
御がボックス３に移り、そこで予想されるＢＯＦ信号が
到着したかどうかが試験される。到着していなければ、
ノ−の通路をとり、制御はボックス３に戻り、再び試験
が行なわれる。ＢＯＦ信号は最初に到着する信号である
と仮定しているが、これが到着すると、それがハードウ
ェアのＢＯＦフラグ１（第３Ａ図）にラツチされ、ボッ
クス３で検出される。この時フラグがオフに転ぜられて
将来の混同を招かない様にし、制御がボックス４に移る
。他のフラグのこの後のラッチ動作並びに試験も同機で
ある。この移行時、ファイルが開始され、状態１から状
態２へ変わりつ）ある。ボックス４で、出力ＢＯＦ線に
出力信号が発生され、こうして出力及び入力フオーマッ
トの間の対応が始まる。ボックス５で、この回路で普通
行なう連鎖（即ちブロックの連鎖又は記録の連鎖）を行
なうかどうかの試験がなされる。連鎖が行なわれ）ば、
制御はボックス６へ進む。こ）で、連鎖を行なう為に１
つのブロックの暗号化から次のブロックの暗号化まで保
存される連鎖値ｖを入れる「旧レジスタ」と呼ばれる第
３Ａ図のレジスタ１２が、適当な定数ＫＩに設定される
ことによって初期設定される。この定数の選択はそれ程
重要ではないが、ごく稀な場合に、平明文のあまり重要
でない或る部分が暗号文で確認出来るかどうかに若干の
影響が出ることがある。これは０にとることが出来る。
これから説明する特定の実施例では、これは交互の２進
１及び２進０から成る６４ビット又はそれに相当する１
針固のｌａ隼法の５で構成されるとした。ボックス５の
決定が連鎖なし、即ちこ）で説明するブロック（並びに
記録）の連鎖を側路するものである場合、それでも「旧
レジスタ」には定数が入れられ、短いブロック、即ち８
バイト未満のブロックの暗号化が出来る様にする。 この定数は所望のキー依存性を持つ暗号化の為にキー依
存性を持つものでなければならないが、今の実施例では
、この暗号化が或る定数Ｋ２をブロック単位で暗号化す
ることによって形成される。この定数もかなり任意であ
り、これも交互の２進１及び２進０から成る６４ビット
又は１針固の１６進法の５に選ふく。この流れ図全体に
わたり、暗号化過程が３つのボックスで表わされる。 こ）ではボックス７，８及び９で表わされ、機能ｆｘ及
びｆＲＩを実行するブロック単位暗号化装置（汀ブロッ
ク暗号）の手順に合せる。この装置では、第３Ｂ図に示
す様に、入力及び出力の両方に使われるリブロック１／
０レジスタと呼ばれる１個のレジスタ５０と、キーを菱
入する母線と、幾つかの制御線とがある。ｍ装置を使う
には、平明文又は贈号文ブロックをその入力／出力レジ
スタに送込み、暗号化（中正１又はｆＫ）又は復号（ｍ
ＲＩ又はｆＲＩ）動作のいずれであるかを知らせ、得ら
れた暗号又は平明文を同じ入力／出力レジスタから出力
する。この３つの工程が流れ図のボックス７，８及び９
に示されている。ボックス７では、入力／出力レジスタ
に特定の定数Ｋ２が装入され、ボックス８では暗号化が
行なわれ、ボックス９では入力／出力レジスタを「旧レ
ジス夕」に読出す。３つのボックスを合せて、「旧レジ
スタ」に対するＫ２の暗号化が達成される。 ボックス５で連鎖を選んだかどうかに関係なく、制御が
ボックス６又はボックス９からボックス１０へ移り、「
旧レジスタ」の適当な初期設定が完了する。 ボックス１０１ま、後で説明するボックス２９からも入
ることが出来る。 いずれの場合も、装置はまだ状態２にある。即ち「記録
の合間Ｊの状態であり、次の入力信号はＥＯＦ又はＢＯ
Ｒであると予想される。（前の入力信号がＢＯＦであっ
たから、普通ならばまだＥＯＦは予想されないが、それ
が起り得る様にしても又は試験する様にしても、何ら害
はない。この試験が後で必要になる。）ボックス１０及
び１１の組合せは、１１から１０へ鏡遠があるが、今述
べた内の１つが初めて発生するのを待つ。それがＥＯＦ
であれば、ボックス１０からのイエスの出口があり、こ
れは後で説明する。もしＢＯＲであれば、ボックス１１
からボックス１２へのイエスの出口があり、こ）で状態
３の「記録内部」に入り、ＢＯＲが出されて、再び出力
が入力に対応する様にする。ボックス１３で、ブロック
連鎖を行なうかどうかを判断する試験が行なわれる。 決定がイエスであれば、制御はボックス１４に移り、再
び「旧レジスタ」をＫ，に初期設定する。ファイル内の
最初の記録に対してこの初期設定は冗長である。何故な
ら既にボックス６で初期設定をしており、流れを何等か
の形で変更することによって省略することが出来るが、
ファイル内のその後の記録に対しては不可欠である。次
に制御がボックス１５に移る。ボックス１３の決定がノ
ーであれば、制御は直接にボックス１５に進み、「旧レ
ジスタ」を変更しない。これは連鎖なしの場合は、「旧
レジスタ」はボックス９で指定された定数の値を保持す
べきであり、記録の連鎖が行なわれる場合、後で説明し
た様に、又これから説明する様に、「旧レジスタ」は流
れ図の他の何処かで最後に設定された値を保持すべきだ
からである。後で説明する様に、完全な８バイトのブロ
ックの入力、暗号化及び出力の後、ボックス２７からも
結合子Ｄを介してボックス１５に来ることが出来る。 いずれの場合にせよ、装置は０個又は更に多くのデータ
・クロック・パルスをそれに関連したデータ・バイトと
共に受取ることを予想し、それが最後にはＥＯＲで終了
する。その一層大きな目的は、８バイトが謙込まれるか
又はＥＯＲを受取るか、どちらかが最初に発生する時ま
で、相次ぐデ−夕・バイトを「入力レジスタ」（第３Ａ
図の１０）に諸込むことである。最初、ボックス１５で
、ｎに対するバイト計数器（第３Ｂ図の４６）を０に設
定する。次に、ボックス１６及び１７の鏡還ループで、
装置はデータ・クロック・パルス又はＥＯＲが初めて発
生するのを捜す。最初に発生するのがデータ・クロツク
・パルスであると仮定する。ボックス１７からのイエス
出口がボックス１８に通じ、そこで１個の入力データ・
バイトが「入力レジスタ」に読込まれ、データ・クロッ
ク・パルス・フラグＦ０（第３Ａ図）がオフに転ぜられ
る。ボックス１９で、バイト・カウントが１だけ増やさ
れ、ボックス２０でそれが８と比較される。ｎが８より
小さければ、制御はボックス１６に戻り、そこで装置は
ＥＯＲ又はデータ・クロック・パルスが繰返されるのを
待つ。ＥＯＲを受取る前に８個のデータ・クロック・パ
ルスを受取った場合、完全な８バイトの入力データ・ブ
ロックを受取ったことになり、これを処理すべきである
。制御はボックス２０から結合子Ａを介してボックス２
１へ進む。こ）で装置は、連鎖（ブロック又は記録の連
鎖）を行なっているかどうかを試験する。行なっていれ
ば、この装置では普通そうであるが、制御はボックス２
２へ移り、そこで暗号化／復号様式制御入力が試験され
る。様式が暗号化であると仮定する。 制御がボックス２３及び２４へ進み、そこでこの発明の
要部である暗号化の連鎖が行なわれる。ボックス６で又
はブロック連鎖の場合はボックス１４で「旧レジス夕」
を初期設定した後、初めてボックス２２に入る時、「旧
レジスタ」は、前に述べた様にＫＩ即ちｙ〇を持ってい
る。この他にボックス２２に入る時、「旧レジスタ」は
、後の説明から判る様に、ブロック単位暗号化装置から
出て来る最後の暗号化出力を持っている。いずれの場合
も、「旧レジスタ」は前に述べた連鎖値ｖを持っている
。一般に、これは直前の完全な入力ブロックを処理した
後であり、この最後の値はその前の８バイトの暗号文ブ
ロック、即ち前にｙｉ‐，と呼んだものである。然し、
様式が記録の連鎖であり、１つ又は更に多くの短いブロ
ック、例えばＫ個の短いブロックがあって、その中間に
完全なブロックがない場合、「旧レジスタ」は最後の完
全な暗号文ブロックを相次いでＫ番目１こ再暗号化した
もの又はこのファイルに完全な出力ブロックがない場合
はＫＩを暗号化したものを持つ。ボックス２３は前に述
べた関数ｇの評価ｕ＝ｇ（ｖ）を行なう。 この関数は暗号に適切で工学的に便利な離散値を持つ任
意の関数であってよく、例えば同一性ｇ（ｖ）＝ｖであ
ってもよいし、或いはｖのビットの一定の４・集合をと
ることであってもよいし、或いはｖのビットの種々の小
集合の加算又は排他的なオア等であってよい。今の場合
、関数ｇは「順繰り回し一ｇ（ｖ）＝ｖに選んだ。これ
はｖの最初の３２ビットを最後の３２ビットと交換した
ものである。この関数を選んだのは、前述の特定のブロ
ック単位暗号化装置では、全ての可能なキーの内の４つ
のキー、即ち全てのビットが０のキー、全てのビットが
１のキー並びに他の２つのキーに対し、全部０ビットか
ら成る平明文の２つ又は更に多くのブロックが続くと、
同一の２つの暗号文ブロックが１ブロックだけ離れたパ
ターンが生ずるという、外観上好ましくない事態を避け
る為である。然し、関数ｇを選択する際、関数の値ｕが
直ちに繰返されることがない様な十分な可変性を温存す
ることが重要であり、そうしないと、平明文パターンが
繰返す場合に暗号文に所望の可変性が達成されない。 この実施例では、６４ビット全体の可変性が保存される
。ボックス２４で、「入力レジスタ」の内容は平明文ブ
ロックｘｉであり、「旧レジスタ」の内容はｕ＝ｇ（ｖ
）であり、排他的オア操作が前に述べたアルゴリズムの
式Ｅ以下に示す田操作の１例である。 この操作の結果がｘｉ′と呼ばれる。暗号化を出来る様
にする由操作の本質的な特徴は、右逆元日を持つこと、
即ち右側の演算数に対して可逆であること、即ち右側の
引数ｕが判っていればｘ；＝ｘｉ由ｕ及びｖからｘＦ又
‘′日ｕを再び決定することが出来ることである。由の
暗号手法として望ましい別の性質は、平明文の中の種々
の場所で繰返されていてもよいが、所定のｘに対し、ｘ
′のとり得る値が繰返される可能性がごく少なく、従っ
て、ブロック単位暗号化装置に於けるブロック単位の暗
号化が複雑である為、これから出るｙの値が確認出来な
い様に相異なることが殆んど確実であることである。今
の場合、ｘｉと６４ビットのｕ＝ｇ（ｖ）との排他的オ
ア操作が、右側の引数の６４ビット全体の可変性を保存
する。 排他的オアの逆関数は別の排他的オアである。これと同
じく有効な組合せ操作は、オーバフローを無視した桁上
げつきの加算であろう。その逆関数は、負のオーバフロ
ーを無視した借つきの減算であろう。こういう操作は好
ましい実施例の場合の排他的オアよりも不必要に一層複
雑であるが、基本的な操作として加算並びに減算を持つ
が、排他的オアを持たない様なハードウェアでは、その
方が適していることもある。別の典型的な１対の関数ｇ
及び由は、ｇがｖから特定の６ビットｕをとること、又
は特定の６ビットの集合の排他的オアｕをとることであ
って、操作由が、ｘがｕ個のビット位置だけ左又は右へ
循環桁送りをすることである。 こうすると、×の各々に対しｘ′が６４個の値をとり得
る。ｘ′を構成し、それをボックス２４で中ブロック１
／０レジス夕に入れると、装置はボックス２５でそれを
暗号化（即ち中ヰ１又はｆｘを実行）する様に進み、ボ
ックス２６で、この結果得られた暗号文ｙｉを出力レジ
スタ（第３Ｃ図の１４）並びに「旧レジスタ」の両方に
読込み、次のブロックに連鎖する為のｖとして使う。 ボックス２７で、こうして得られた８バイトの暗号文を
、夫々対応するクロック・パルスと共に出力する。この
点で、制御が結合子Ｄを介してボックス１５に戻る。ボ
ックス１５で、装置はこの後のデータ・クロック・パル
スを受取り、その結果対応するデータ・バイトを計数し
て処理するのを待つか、並びに／又はＥＯＲを受取るの
を待つ。 データ・クロック・パルス及びバイトがＥＯＲを伴わず
に引続いて到着する限り、それが８つずつ今述べた様に
ブロックとして暗号化される。この為、０個、１個又は
更に多くの完全な８バイトの入力データ・ブロックが処
理される。最後にボックス１６でＥＯＲが検出され、制
御がボックス２８へ移る。 ｎが０に等しいと、どれだけ多くの８バイトのブロック
を処理していても、記録中に付加的なバイトは受取って
いない。即ち、詑録の長さは８バイトの正確な倍数であ
る。制御が結合子Ｚを介してボックス２９に移り、そこ
でＥＯＲが出力されて入力と合い、その後ボックス１０
に移り、再びＥＯＦ又はＢＯＲを待つ。この様にボック
ス２９からボックス１０に来ることは後で説明する。他
方、ボックス２８で、ｎが０に等しくなかった場合、ど
れだけ多くの８バイトのブロックを処理していても、記
録中に付加的なｎバイト（少なくとも１つ、そして８よ
り少ない）を受取っており、従って記録の長さは正確に
８バイトの倍数ではない。この場合、装置はｎバイトの
短いブロックを暗号化しなければならない。この為、制
御がボックス３０へ移る。ボックス３０で、バイト・カ
ウントｎを、計数器で後に破壊的に処理した後に再び使
う為、コピー・レジスタ（第３Ｂ図の４８）に写す。ボ
ックス３１で、装置は連鎖様式を試験する。この発明の
場合の様に連鎖（ブロック又は記録の連鎖）を行なう場
合、制御がボックス３２，３３及び３４に移る。これら
のボックスは一緒になって「旧レジスタ」の内容ｖをｆ
Ｋ（ｇ（ｖ））に取替える。次に制御がボックス３５に
移り、そこでｎ個の入力バイトがバイト計数器の制御の
下に「入力レジスタ」内で左詰めにされる。ボックス３
６で、左詰めにされたデータが「旧レジスタ」の内容ｖ
（この内容ｖも「旧レジスタ」に保存されている）と排
他的にオアされ、ボックス３７で、この結果得られたｎ
バイトの暗号文がそれに対応するクロック・パルスと共
に（コピー・レジスタに保存されている値ｎを使って）
「旧レジスタ」から出力される。 入力データをｍブロック暗号の暗号化にかける代りに、
排他的オアをとる目的は、平明文と同じバイト数の暗号
文を作り、それから平明文を回復することが出来る様に
することである。この代りに短い平明文ブロックを詰込
みにより８バイトにし、汀ブ。ック暗号に通すと、この
結果得られる暗号文はもとの平明文より長くなり、これ
は用途によっては望ましくない。こういう暗号文をもと
の長さに切って復号出来る様にすることが出来ないこと
がある。装置が平明文の排他的オアをとる時に用いた「
旧レジスタ」の内容は同じ記録内（ブロック連鎖の場合
）又は同じファイル内（記録の連鎖の場合）にあるそれ
迄の全ての完全なブロックの汀ブロック暗号を通じての
複雑な関数であり、この為、ブロック毎に変わるのが普
通であり、短いブロックに対しても暗号化を強力にする
。制御はボックス３７から結合子Ｃを介してボックス２
９に進み、そこでＥＯＲを出力し、その後再びボックス
１０へ移る。 前に述べた様に、８バイトの倍数から成る記録を完了し
た後、ボックス２８からボックス２９を介してボックス
１０１こ制御が移ることもある。両方の場合が合流し、
いずれの場合も、装置は状態３から状態２へ戻る。ボッ
クス１０及び１１の待ちループで、最初に受取った信号
がＢＯＲであると、装置は同じファイル内の新しい記録
を開始し、状態２から状態３へ戻る。「旧レジスタ」は
、ブロック連鎖を行なっている場合はボックス１４でＫ
Ｉにリセットされるが、記録の連鎖を行なっているか或
いは連鎖なしの場合は、リセットされない。この新しい
記録並びに同じファイル内のこの後の記録は、上に述べ
た様に処理される。他方、最後にＥＯＦがボックス１０
に釆ると、制御はボックス１０から結合子×を介してボ
ックス３８へ移り、そこでＥＯＦが出力され、その後ボ
ックス２へ戻り、状態２から状態１良Ｐち「ファイルの
合間」に戻る。 この時装置は次のファイルを同じ様に処理する用意が出
来ている。これ迄、装置が暗号化様式でブロック連鎖又
は記録の連鎖様式にあると大体仮定して来た。 次に復号様式でのブロック連鎖及び記録の連鎖を考える
。ボックス２２までは、制御の流れはこれまでと同じで
あり、今度はボックス２２からボックス３９へ進む。こ
）で、「旧レジスタ」の内容ｖは、所定のブロックが復
号される直前には、そのブロックが初めて暗号化される
直前と（この装置内で又はそれと同等の装置内で）常に
同じであることを強調しておかなければならないし、こ
れが正しい復号にとって不可欠である。 これは次の様に考えれば判る。初期設定の直後は、いず
れの場合もｖ＝ＫＩであるからそうであるし、完全なブ
ロック並びに短いブロックの両方に対し、１つのブロッ
クを処理する初めにその通りであれば、そのブロックを
処理した終りにもそうであり、従って次のブロックの初
めにもそうなることが判る。この為、数学的な帰納法か
ら、全てのブロックについて上に述べたことが正しいこ
とが判る。ボックス３９で、８バイトの入力ｙｉがｍブ
ロック１／０レジスタに送込まれると共に「入力レジス
タ」にも保管される。 ボックス４０で、復号（ｍＦＩ又はｆＲＩ）が行なわれ
、ｘｉ′が汀ブロック１／０レジスタに現われる。ボッ
クス４１に入る時、帰納法の仮定により、「旧レジスタ
」の内容は、このブロックを初めて暗号化する時にボッ
クス２３に入る場合と同じｖである。ボックス４１がこ
の復号の為に、このブロックの暗号化に対してボックス
２３がしたのと同じ計算ｕ＝ｇ（ｖ）を行なう。ｕ＝ｇ
（ｖ）が「旧レジスタ」にあってｘｉ′が中ブロック１
／０レジスタにあると、ボックス４２はこの暗号文ブロ
ックに対し、対応する平明文に対してボックス２４で行
なわれたのと逆の操作ｘｉ＝ｘｉ′由ｕを行ない、こう
して「出力レジスタ」に平明文ｘｉを回復する。同時に
ｙｉが「旧レジスタ」にコピーされ、次のブロックを処
理する為のｖ＝ｙｉになる。初めの暗号化でもｖ＝ｙｉ
であるから、帰納法の条件が充たされている。この点で
、制御がボックス２７に戻り、その後のこの８バイト・
ブロックに対する流れは、暗号文の代りに平明文が出て
釆ることを別にすれば、暗号化の場合と同じである。ボ
ックス２２及び２７の間の、暗号化又は復号のいずれの
様式であるかによって決まるブランチは、完全な８バイ
ト・ブロックに対するものである。 ボックス３０乃至３７は、暗号化並びに復号の両方に使
われ、これは短いブロックに対して同じ様なものを必要
としない。これは、ボックス３６に於ける排他的オア作
用がそれ自身の逆元だからである。ボックス３６に於け
る操作が、オーバフロ−を抑圧した桁上げつき加算の様
なものであった場合、復号には、装置は逆の操作を行な
うボックスへのブランチを必要とすることになる。いず
れの場合も、「旧レジスタ」のｖをｆＫ（ｇ（ｖ））に
入れ替えることは、復号でも暗号化でも同じであり、そ
の為帰納法の仮定が充たされている。これでこの発明の
要旨とするブロック連鎖又は記録の連鎖の流れの説明を
終る。 連鎖による利点からみて、・連鎖ないま排除した方がよ
い様なものであるが、現存の装置との両立性の為、この
実施例の連鎖なしの様式を説明する。前に述べた様に、
連鎖なしの様式では、「旧レジスタ」の初期設定は定数
Ｋ２の暗号ｖ＝ｆＫ（Ｋ２）を用いてボックス７，８，
９で行なわれ、この為「旧レジスタ」の内容はキー依存
性を持つ。 連鎖なしの様式では、この内容は変更されることは決し
てなく、短いブロックの暗号化に用いられる。完全な８
バイト・ブロックを処理する時、連鎖なしの様式では、
ボックス２１で制御がボックス４３に移り、そこで平明
文又は暗号文ブロックをリブロック１／０レジスタに読
込む。ボックス４４で暗号化又は復号様式が試験され、
制御は暗号化ではボックス４５、復号ではボックス４６
へ移る。いずれのボックスでも、制御がボックス４７へ
移り、そこで暗号文又は平明文が「出力レジスタ」に謙
込まれる。この後流れはボックス２７で連鎖様式の場合
の流れと一緒になる。短いブロックの場合、連鎖なしの
場合の制御は連鎖の場合とボックス３１で分れ、ボック
ス３２，３３及び３４を飛越し、制御は直接にボックス
３５以降に進み、そこで連鎖の場合と同じく、ｎバイト
の平明文又は暗号文入力が「旧レジスタ」と排他的オア
され、ｎバイトの暗号文又は平明文出力を発生する。連
鎖の場合と同じく、ボックス３６の操作が自己逆元であ
る場合、暗号化と復号の間で流れに差はない。この様に
短いブロックを処理する時、排他的オアによって平明文
を暗号文に又はその逆に変換する為に使われる「旧レジ
スタ」内に量は、ブ。ック連鎖又は記録連鎖の場合に経
過依存性を持つ変数であるのと対照的に、連鎖なしの場
合はキー依存性を持つ定数である。従って、表面的には
平明文をぼかすが、短いブロックを連鎖なしで暗号化し
たものは、暗号としては弱い。その為、連鎖を使う方が
よい。第３図はこれ迄説明した暗号化動作を遂行し得る
暗号化装置のハードウェアの１例を示す。 装置に使われる主な４つの処理レジスタが入力レジスタ
１０、旧レジスタ１２、出力レジスター４及びｍフロツ
ク１／０レジスタ５０であり、これはブロック単位暗号
化装置の入出力レジスタである。前に述べた様に、入力
レジス外ま、入力データ母線から受取った新しい各々の
データ・ブロックを収容する。旧レジスタは、連鎖値ｖ
を保管する。これは初期設定値であるか又はブロック単
位暗号化装置からの前の出力のいずれかである。この連
鎖値はこ）からシフトして送出し、２つの排他的オア回
路１６，１８並びに２つのマルチプレクサＭ円Ｘ２、Ｍ
ＰＸ４に送ることが出来る。両方の排他的オア回路が全
く同じ機能を果たすが、或る種の動作でデータ通路に食
い違いがある為に重復して設けてあるにすぎないことに
注意されたい。レジスタ２０が定数Ｋ２を貯蔵し、それ
を暗号にしたものが連鎖なし様式では「旧レジスタ」１
２に袋入される。同様に、レジスタ２２が定数ＫＩを保
持し、これは、ブロック連鎖又は記録の連鎖様式にある
時、新しいデータ記録又は新しいファイルの処理を開始
する際の装置の初期設定の時、旧レジスタ１２に適当に
ゲートされる。これらの定数ＫＩ及びＫ２は等しくても
よく、０であってよい。こ）で、この装置がビット並列
、バイト直列の機械であり、各々のデータ・ブロックが
最大８バイトで構成されることに注意されたい。 この為、図から判る様に、データ転送母線が各バイトの
８ビットを伝える８本の線を持つことが示されている。
レジスタ１０，１２，１４等の１つに装入するには、８
バイトをそのレジスタにビット並列、バイト直列形式で
適当にシフトする為、所定のレジスタに８つの別々のシ
フト信号が入らなければならない。読出専用記憶装置（
ＲＯＭ）２４がこの装置を制御する制御信号の源である
。この様な制御記憶装置の分野で周知の様に、この読出
専用記憶装置の各ワードは、それを適当な復号器で復号
して、装置内の種々の動作を制御する為に、選定された
線に所望の制御パルスを発生することが出来る様にする
第１のフィールドを持っているのが普通である。謙出専
用記憶装置で別の順序にブランチしたい場合、適当なフ
ィールドにブランチ・アドレスを入れることが出来る。
適当な試験により、ブランチを行なうと決定された場合
、このアドレスが記憶装置アドレス・レジスタ（ＭＡＲ
）２６に装入され、別の順序が利用出釆る様になる。 ブランチ状態がない場合、記憶装置アドレス・レジスタ
２６が適当に増数され、この順序中に貯蔵された次の制
御ワードが呼出される。５つのフラグ・レジスタＦＯ乃
至Ｆ４が、図に示していない外部入力データ・レジスタ
から自動的にセットされる。 これらのフラグは下記の場合に「１」にセットされる。
データ・クロツク・パルスが存在する時、フラグＦＯが
セットされるが、これは入力保持レジスタ（図に示して
ない）にデータ・ブロックがあり、入力データ母線１１
にデータを利用し得ることを示すにすぎない。ファイル
の初め、記録の初め、記録の終り及びファイルの終りを
夫々表わすＢＯＦ，ＢＯＲ，ＥＯＲ，ＥＯＦと記した４
本の線のいずれかに信号があると、それは、第２図に示
す様な入力データフオーマットの対応する状態が発生し
たことを表わす。これらの信号は、或る初期設定並びに
終了作用を行なわなければならないことを装置に知らせ
ると共に、出力に同様な信号を適当に発生しなければな
らないことをも表わす。３つのマルチプレクサＭＰＸ１
、ＭＰＸ２及びＭＰＸ３は、それらが接続されている夫
々のレジスタに対する直接的な入力選択動作を行なう。 即ち、或るマルチプレクサに入る制御信号の２進形式に
応じて、特定の入力母線が選択され、当然のことながら
、装入動作の為にレジスタ自体に接続される。同様に、
マルチプレクサＭＰＸ４は、それに接続された４本の入
力母線の内の１つを選択し、この入力を出力母線３０１
このせる。制御の適当な選択により、出力母線３川ま、
Ｍ円Ｘ４からげフロツク１／０レジスタへ、又はＭ円Ｘ
４或いはけブロック１／０レジスタのいずれか）らＭＰ
Ｘ２，Ｍ円Ｘ３又は排他的オア１８のいずれかへのデー
タの転送を出来る様にする。 入力Ｍ円Ｘ３２は、前に述べた４つのマルチブレクサと
同様に選択作用をする。然し、このマルチプレクサは１
ビットのスイッチであり、他のもの）様に、出力母線に
８ビットを出すのではなく、その出力線３４に１ビット
をのせる。事実上、マルチプレクサ３２は、装置内に存
在する種々の状態の試験が出来る様にする。試験される
特定の状態は、５ビットの入力ケーブル３６（４個のア
ドレス・ビット及び１個の付能ビット）に現われる２進
形式によって特定される。これによつて事実上、ＩＺ本
の入力線０乃至１１の内の選ばれた１つが照会される。
この為、例えば第ＩＢ図のボックス１３に示す様に、装
置がブロック連鎖様式にあるかどうかを知りたい場合、
マルチプレクサ３２の入力線６が照会され、この線の「
１」又は「０」が線３４にゲートされる。システム・ク
ロック３８がパルスを出した時、線３４が「０」であれ
ば、諸出専用記億装置２４に対する記憶装置アドレス・
レジスタ２６内にある前のアドレスが１だけ増数され、
この新しいアドレスがＲＯＭで呼出される次のアドレス
になる。他の場合「ＲＯＭの現在制御ワードに貯蔵され
たブランチ・アドレスがケーブル４４の一部分を介して
記憶装置アドレス・レジスタ２６にゲートされ、このア
ドレスを利用して次のＲＯＭ制御ワードを呼出すことは
云う迄もない。この為、入力マルチプレクサ３２に対す
る種々の入力が、フローチャートに示した種々のブラン
チ動作全部を制御し、任意の所定の時、このブランチ動
作はケーブル３６のビット形式によって入力マルチプレ
クサ３２が選択する入力信号線と、この選ばれた入力線
の信号の状態によって決定される。出力復号器４０は図
に示した複数個の制御作用に役立つ。 出力復号器は入力マルチプレクサ３２と同様なスイッチ
ング作用をするが、この場合にすることは、ＲＯＭの制
御の下にシングル・ショット（Ｓ／Ｓ）４３によってパ
ルスが発生された時には、何時でもそれを復号器の１５
本の出力線の内の１つを介してゲートすることである。
特定の線が、復号器の上側にＲＯＭから供給される４つ
の入力ビットによって選択される。出力復号器から出て
行く上側の１群の線はフラグ・レジスタＦＯ乃至Ｆ４の
リセット（下側）入力に行く。所定のリセット線は、そ
れに関連したフラグ・レジスタが入力マルチプレクサを
通じて試験され、セット状態にあると判ったすぐ後に付
勢される。Ｓ／Ｒクロックと託した線はシフト・レジス
タのィンデクス用クロツクであり、３つのレジスタ１０
，１２，１４、２つの定数レジスタ２０，２２及び竹ブ
ロック１／０レジスタに対し、並びに／又はそれから随
意選択によって相次いでバイトをシフトさせる。各々の
Ｓ／Ｒクロック・パルス中にシフトさせられる特定のレ
ジス夕（１個又は複数）は、後で説明するラツチ回路４
２から釆る６ビットのマスク、即ち、Ｓ／Ｒマスクによ
って決定される。 このマスクは６本の線ｍＥ，ｍＤ，ｍＣ，ｍＢ，ｍＡ，
ｍＦ‘こラッチされる６つの信号で構成される。この各
々の線が１つのアンド・ゲートＡＯ乃至Ａ５に一方の入
力を供Ｖ給する。この各々のアンド・ゲートの他方の入
力はＳ／Ｒクロック・パルス線から入る。アンド・ゲー
トの出力は６つのシフト・レジスタ、即ち出力レジスタ
、入力レジスタ、旧レジスタ、ＫＩレジスタ、Ｋ２レジ
スタ及び竹ブロック１／０レジスタのシフト制御線Ｅ，
Ｄ，Ｃ，Ｂ，Ａ，Ｆになる。最後に、出力復号器４０の
下側から出て来る５本の線から成るケーブルが、夫々計
数器４６並びにコピー・レジスタ４８に入る。 計数器は、１ブロック内で受取った実際のデータ・バイ
トの数ｎ、即ち完全なブロックでは８、短いブロック（
ＥＯＲで終了する）ではこれより少ない数を計数する為
に必要である。コピーレジスタは、短いブロックを処理
する時、ｎの値の余分のコピーを保管しておく為に必要
である。ケーブルの５本の線の作用は次の通りである。
クリア（破算）は計数器を０に破算する。Ｕ／Ｄは計数
の向き（上向き又は下向き）を制御する。ＣＰＩは計数
器を１だけインデックスする。菱入はコピー・レジスタ
の内容を計数器にコピーする。ＣＰ２は計数器の内容を
コピー・レジスタにコピーする。制御ラッチと託された
回路４２もケーブル４４によってＲＯＭの出力に接続さ
れており、夫々選定された１つの出力線に接続される複
数個のセット可能なラッチを持つ点で、装置３２，４０
とは異なる。 特定のラツチのセット動作がＲＯＭからの出力ビット・
パターンによって制御される。こ）でうッチを使う理由
は、一般にブロック４２からの出力線の信号は長期間、
即ち多数の機械サイクルの間保持しなければならないか
らである。即ち、所定のデータ転送動作に対し、ブロッ
クのシフト動作全体にわたり、特定のマルチプレクサ・
アドレス並びに特定のシフト・レジスタのマスク・パタ
ーンを保持しなければならない。最後に、その石上の隅
にｍフロック１／０レジスタ５０を持つブロック単位暗
号化装置と記された、図の下側にあるブロックは、ｎビ
ットを原データとして受取り、ｎ個の変換されたビット
を階号化又は復号データとして出す任意の公知のブロッ
ク単位暗号化装置であってよい。図でもこの説明でも、
ブロック単位暗号化装置をｍブロックと呼んでいる。 第３図で下に書いたＫと膚の記号士１があることが認め
られよう。このＫはキーＫを持つキー制御式暗号化装置
であることを示し、±１は暗号化（灯支１）及び復号（
汀ＲＩ）の両方に同じハードウェアを使っていることを
示す。竹ブロックの上側に入る４本の線は次の様に作用
する。「汀ブロックへの±ＩＪは装置の制御装置が暗号
化又は復号のいずれかを行なう様に設定する。「リブロ
ツク袋入／放出」線はｗブロック１／０レジスタ５０の
ゲートを制御し、それが入力又は出力レジスタのいずれ
として作用するかをこのレジスタに知らせる。「ｍブロ
ック処理」線は、この名前の意味する様に、この時ｍブ
ロック１／０レジスタ５０に入っているデータ・フロツ
クの暗号化又は復号を進める様に装置に合図する為にあ
る。最後に、Ｆと記す線は、汀フロツク１／０レジスタ
５０へ又はこれからバイトをゲートする為のシフト・レ
ジスタ制御線である。ｍフロックから来る「処理完了」
と記された線はＭＰＸに戻り、要請された暗号化処理が
完了したこと、並びに暗号化又は復号されたブロックが
現在けブロック１／０レジスタ５０１こ用意出来ている
ことを装置に知らせる。この為、第３Ａ図乃至第３Ｃ図
に具体的に示したハードウェアが、この発明の本質的な
特徴である暗号文連鎖動作並びに短いブロックの処理動
作を行なうのに必要な制御装置の略全部を含んでいる。 前に第ＩＡ図乃至第ＩＤ図についての説明で、このハー
ドウエアの中で行なわなければならない具体的な動作を
一般的に説明した。行なわれる一連の動作を具体的に且
つ詳しく説明する為、次に下記のマイクロプログラム順
序リストを参照する。マイクロプログラムの命令符号の
選択並びにそれに従った装置の形態は単に例であって、
これと同等のその他の形でも実現することが出来ること
に注意されたい。マイクロ命令の並行の程度並びにそれ
に関連したＲＯＭの出力データの通路４４の幅は特定し
ないま）にしてある。マイクロプログラム式制御器に装
置のハードウェアの各部分を制御する上で高度の同時性
を組込むことにより、高速動作を達成することが出釆る
。この為には比較的幅の広いデータ通路４４を必要とし
、それに伴って費用も比較的高くなる。装置のハードウ
ェアの各部分を制御する上での同時性を比較的小さくす
る様に装置を構成することにより、それよりレベルは低
くても、所要の性能を充たすことが出来る。この様な条
件は、コストをそれに対応して比較的安くして、データ
通路４４の幅を比較的狭くして充たすことが出来る。勿
論、こういうマイクロプログラム順序は簡略命令形式即
ち英語形式になっている。 云い換えれば、各々のマイクロ命令は、その命令によっ
て行なわれる具体的なハードウェアの作用を述べている
。実際には、各々の命令が２進ワードであって、その一
部分を出力復号器及び制御ラッチで復号して、これらの
２つのブロックから出て来る個々の制御線を通じて所望
の作用を遂行することが出来ることは云う迄もない。Ｉ
ＭＰＸ３２も前に述べた様にＲＯＭからケーブル３６を
介して命令を受取る。マイクロプログラム順序リストは
第ＩＡ図乃至第ＩＤ図のフローチャートとよく似た形で
続く。 各群のマイクロ命令の左側の括弧内に記した数はフロー
チャートで同じ番号のボックスに対応する。或るグルー
プが６Ａ及び６Ｂの様に部分に分けられているのは、当
然のことながらハードウェアを考慮して、装置内のブラ
ンチの入口又は折返し点の為である。マイクロプログラ
ムを説明する為、次に若干のマイクロ命令を一般的に説
明する。 ごく頻繁に必要になる１つのプロセスはデータ・ブロッ
ク（１つ又は複数）を種々のレジスタと他のハードウェ
ア装置との間で転送することである。この為には適当な
データ通路を設定することが必要であると共に、シフト
・レジスタ・クロック・パルスが適正なシフト・レジス
タに印加される様にする為に適当なシフト制御通路をも
設定することを必要とする。データ通路を設定する為、
命令「アドレスＭ円Ｘ…」を使う。例えば、マイクロプ
ログラム順序リストを参照すると、群６Ａの最初の命令
「アドレスＭ円Ｘ２ケーブル３」は、ＭＰＸ２の入力ケ
ーブル（母線）３をその出力母線に接続する。これによ
ってＫＩレジスタの出力が旧レジスタの入力に接続され
る。シフト制御通路を設定する為、６ビットの２進フィ
ールドを伴う命令「Ｓ／Ｒマスクを・・・に設定」を使
う。前に述べた様に、このマスクは事実上６つのアンド
回路ＡＯ乃至Ａ５に印加される。この実施例では、６ビ
ットの２進フィールドが次の様に用いられる。１番左側
のビットが糠ｍＡを介してアンド回路Ａ４に供給され、
２番目のビットが線ｍ鰍こ印加され、３番目のビットは
線ｍＣ、４番目のビットは線ｍＤ、５番目のビットは緑
ｍ虹、６番目のビットは線ｍｆに印加される。 この為、６Ａと記した命令群について説明すると、その
中の４番目の命令はこういうマスク命令であり、特定さ
れたマスクは０１１０００である。この結果線ｍＢ及び
ｍＣが出力を持ち、それらが、Ｓ／Ｒクロック・パルス
が発生した時、それを線Ｂ及びＣを介してＫＩレジス夕
２２及び旧レジスタ１２に印加させる。このマイクロ命
令並びに直ぐ前に述べたマイクロ命令の効果として、こ
の後の各々のＳ／Ｒクロック・パルスが１バイトをＫＩ
レジスタから旧レジスタヘシフトさせる。この様な８個
のパルスにより、連鎖の為、旧レジスタがＫＩに適正に
初期設定されることは前に述べた通りである。マイクロ
プログラム順序リスト内に頻繁に現われる他の２つの操
作は、命令「ＩＭＰＸ線・・・アドレス」及び「ＩＭＰ
Ｘ試験」である。 後の方の命令は常に２つの文「ＩＦＩ…」及び「ＦＯ」
を伴う。前に述べた様に、この試験は装置内のブランチ
動作を左右する。入力マルチプレクサ即ちＩＭＰＸは１
２個の入力をとることが出釆、これらは本質的に試験し
なければならない全てのブランチ状態を表わす。更にこ
のマルチプレクサ力稀嫁３４の１つの出力を持ち、これ
が最後にアドレスされた入力線からゲートされる。この
線に１又は０のいずれが現われるかに応じて、ブランチ
をとるか、或いは次の順序を続けるか、或いはその代り
に２つのブランチの内の一方をとる。即ち、例えばマイ
クロプログラム順序リストを参照して、命令群５を見る
と、最初の命令は「ＩＭＰＸ線７アドレス」と記されて
いる。こ）で線７は特定の動作順序で連鎖があるかない
かを示す為に外部からセットされる線である。この結果
、ＩＭＰＸがこの特定線を線３４にゲートする。この線
に１が現われると、２番目の命令「ＩＭＰＸ試験Ｊを実
行する時、マイクロプログラムが３番目の命令「１なら
７Ａへ行け」に示される様に、群７Ａの１番目の命令に
ブランチする。この群の４番目の命令「０なら継続せよ
」は、０が現われ）ば、マイクロプログラムが次の命令
、即ち６Ａと託された群の１番目の命令へ続けられるこ
とを意味する。こういう命令の対がマイクロプログラム
順序全体にわたって何回も繰返される。下記のマイクロ
プログラム順序リストは、第ＩＡ図乃至第ＩＤ図のフロ
ーチャートのボックス１乃至４７によって行なわれる機
能を遂行するのに必要な全ての動作を特定している。 ついでながら述べておくと、こういうボックスは、数多
くのブランチ状態を設けなければならないので、必ずし
も順序通りになっていない。然し、フローチャートの場
合と同じく、そこに特定された動作を行なうのに必要な
全ての命令がこのマイクロプログラム命令のリストに含
まれている。マイクロプログラム順序リスト ‘ＵＥＮＴＥＲ ‘２｝ＲＥＳＥＴＦＯＴＯＯ ＲＥＳＥＴＦＩＴ○Ｏ ＲＥＳＥＴＦ２ＴＯＯ ＲＥＳＥＴＦ３ＴＯＯ ＲＥＳＥＴＦ４ＴＯ０ 【３｝ＡＤＤＲＥＳＳＩＭＰＸＬＩＮＥＩＴＥＳＴＩＭ
ＰＸＭＯＧＯＴ○（３） 『ＩＣＯＮＴＩＮＵＥ ＲＥＳＥＴＦＩ ‘４１０ＵＴＰＵＴＢＯＦＳＩＧＮＡＬ‘５｝ＡＤＤＲ
ＥＳＳＩＭＰＸＬｍＥ７ＴＥＳＴＩＭＰＸ『ＩＧＯＴ○
（７Ａ） ｍＯＣＯＮＴＩＮＵＥ （船）ＡＤＤＲＥＳＳＭＰＸ２ＣＡＢＬＥ３ＣＬＥＡＲ
ＣＯＵＮＴＥＲ４６ＳＥＴＵ／ＤＬＩＮＥＴＯＩ ＳＥＴＳ／ＲＭＡＳＫＴＯＯｉｌＯＯＯＡＤＤＲＥＳＳ
ＩＭＰＸＬｍＥ９（粥）ＥＮＩＴＳ／ＲＣＬＯＣＫＰＵ
ＬＳＥＷＣＲＥＭＥＮＴＣＯＵＮＴＥＲ４６ＴＥＳＴＩ
ＭＰＸ びＯＧＯＴ○（脂） 『ＩＧＯＴ○（１０） （７Ａ）ＡＤＤＲＥＳＳＭＰＸ４ＣＡＢＬＥＯＥＮＡＢ
ＬＥＭＰＸ４ＳＥＴＳ／ＲＭＡＳＫＴＯＩＯＯＯＯＩＳ
ＥＴ山○ＡＤ／ＥＭＩＴｍＢ山○ＣＫＬｍＥＴＯＩＣＬ
ＥＡＲＣＯＵＮＴＥＲ４６ ＳＥＴＵ／○ＬＩＮＥＴＯｌ ＡＤＤＲＥＳＳＩＭＰＸＬ瓜Ｅ９ （７Ｂ）ＥＭＩＴＳ／ＲＣＬＯＣＫＰＵＢＥ…ＣＲＥＭ
ＥＮＴＣＯＵＮＴＥＲ４６ＴＥＳＴＩＭＰＸ 『ＯＧＯＴ○（７Ｂ） 『ＩＣＯＮＴＩＮＵＥ ＤＩＳ曲ＬＥ岬Ｘ４ ■ＳＥＴ＋・Ｔ。 汀ＢＬＯＣＫＬ１ＮＥＴＯＩＳＥＴＰＲＯＣＥＳＳ汀Ｂ
ＬＯＣＫＬＩＮＥＴ。 ・（９Ａ）ＳＥＴＳ／ＲＭＡＳＫＴＯＯＯＩＯＯＩＡＤ
ＤＲＥＳＳＭＰＸ２ＣＡＢＬＥ２ＡＤＤＲＥＳＳＩＭＰ
ＸＬＩＮＥｌＯ ＴＥＳＴＩＭＰＸ ｍＯＧＯＴ０（班） びＩＣＯＮＴＩＮＵＥ ＳＥＴｈＯＡＤ／ＥＭ１Ｔ竹ＢｈＯＣＫＬＩＮＥｒＯＯ
ＳＥＴＰＲＯＣＥＳＳｍＢＬＯＣＫＬＩＮＥＴＯ○ＧＯ
ＴＯ ００ＡＤＤＲＥＳＳＩＭＰＸＬＷＥ４ＴＥＳＴＩＭＰＸ
びＩＲＥＳＥＴＦ４ＧＯＴ○（３８） 『ＯＣＯＮＴＩＮＵＥ （１１）ＡＤＤＲＥＳＳＩＭｍＸＬＩＮＥ２ＴＥＳＴＩ
ＭＰＸｍＯＧＯＴ０（１０） びＩＣＯＮＴＩＮＵＥ ＲＥＳＥＴＦ２ （１２〇ＵＴＰＵＴＢ〇ＲＳＩＧＮＡＬ（１３）ＡＤＤ
ＲＥＳＳＩＭｍＸＬＩＮＥ６ＴＥＳＴＩＭＰＸｍＯＧＯ
Ｔ０（１５） ｍＩＣＯＮＴＩＮＵＥ （１４Ａ）ＡＤＤＲＥＳＳＭＰＸ２ＣＡＢＬＥ３ＳＥＴ
Ｕ／○ＬＩＮＥＴＯＩＳＥＴＳ／ＲＭＡＳＫＴＯＯ１ｌ
００ＯＡＤＤＲＥＳＳＩＭＰＸＬｍＥ９（１の）ＥＭＩ
ＴＳ／ＲＣＬＯＣＫＰＵＢＥＤＶＣＲＥＭＥＮＴＣＯＵ
ＮＴＥＲ４６ＴＥＳＴＩＭＰＸ 花ＯＧＯＴＯ 『ＩＣＯＮＴＩＮＵＥ （１５）ＣＬＥＡＲＣＯＵＮＴＥＲ４６ （１６）ＡＤＤＲＥＳＳＩＭＰＸＬＩＮＥ３ＴＥＳＴＩ
ＭＰＸ『ＩＧＯＴ○（２８） ｍＯＣＯＮＴＩＮＵＥ （１７）ＡＤＤＲＥＳＳＩＭＰＸＬＩＮＥＯＴＥＳＴＩ
ＭＰＸｍＯＧＯＴ○（１６） ｍＩＣＯＮＴＩＮＵＥ ＲＥＳＥＴＦＯＴＯ０ （１８）ＡＤＤＲＥＳＳＩＭＰＸＬＩＮＥ９ＡＤＤＲＥ
ＳＳＭＰＸＩＣＡＢＬＥＯＳＥＴＳ／ＲＭＡＳＫＴＯＯ
ＯＯＩＯＯＳＥＴＵ／ＤＬＩＮＥＴＯＩＥＭＩＴＳ／Ｒ
ＣＬＯＣＫＰＵＬＳＥ （１９）ＩＮＣＲＥＭ旧ＮＴＣ〇ＵＮＴＥＲ４６（２０
）ＴＥＳＴＩＭＰＸ岬０００Ｔ○（１６） 『ＩＣＯＮＴＩＮＵＥ （２１）ＡＤＤＲＥＳＳＩＭＰＸＬＩＮＥ７ＴＥＳＴＩ
ＭＰＸｍｌのＴ０（柵 ｍＯＣＯＮＴＩＮＵＥ （２２）ＡＤＤＲＥＳＳＩＭＰＸＬＩＮＥ８ＴＥＳＴＩ
ＭＰＸ『０のＴ０（柳 『ＩＣＯＮＴＩＮＵＥ （２３）ＡＤＤＲＥＳＳＭＰＸ４ＣＡＢＬＥＩＥＮＡ′
ＢＬＥＭＰＸ４ＡＤＤＲＥＳＳＭＰＸ２ＣＡＢＬＥ２ ＳＥＴＳ／ＲＭＡＳＫＴＯＯＯＩＯＯＯＥＭＩＴＳ／Ｒ
ＣＬＯＣＫＰＵＬＳＥＥＭＩＴＳ／ＲＣＬＯＣＫＰＵＬ
ＳＥ ＥＭＩＴＳ／ＲＣＬＯＣＫＰＵＬＳＥ ＥＭＩＴＳ／ＲＣＬＯＣＫＰＵＬＳＥ （２必）ＳＥＴＵ／ＤＬ川ＥＴＯＩ ＡＤＤＲＥＳＳＭＰＸ４ＣＡＢＬＥ２ ＳＥＴＳ／ＲＭＡＳＫＴＯＯＯＩＩＯＩＳＥＴＬＯＡＤ
／ＥＭＩＴｍＢＬＯＣＫＬ川ＥＴＯＩＡＤＤＲＥＳＳＩ
ＭＰＸＬ州Ｅ９ （２蟹）ＥＭＩＴＳ／ＲＣＬＯＣＫＰＵＬＳＥ瓜ＣＲＥ
ＭＥＮＴＣＯＵＮＴＥＲ４６ＴＥＳＴＩＭＰＸ ｍＯＧＯＴ０（２の） 『ＩＣＯＮＴＩＮＵＥ （２私）ＳＥＴ±ＩＴＯ中ＢＬＯＣＫＬＩＮＥｒＯＩＳ
ＥＴＰＲＯＣＥＳＳ打ＢＬＯＣＫＬＩＮＥＴ。 ・ＡＤＤＲＥＳＳＩＭＰＸＬＩＮＥＩ０（２由）ＴＥＳ
ＴＭＰＸｍＯＧＯＴＯ ｍＩＣＯＮＴＩＮＵＥ （２６Ａ）ＤＩＳＡＢＬＥＭＰ×４ ＡＤＤＲＥＳＳＭＰＸ３ＣＡＢＬＥＯ ＡＤＤＲＥＳＳＭＰＸ２ＣＡＢＬＥ２ ＳＥＴＳ／ＲＭＡＳＫＴＯＯＯＩＯＩＩＳＥＴＵ／ＤＬ
ＩＮＥＴＯｌＡＤＤＲＥＳＳＩＭＰＸＬ瓜Ｅ９ （２紐）ＥＭＩＴＳ／ＲＣＬＯＣＫＰＵＢＥｍＣＲＥＭ
ＥＮＴＣＯＵＮＴＥＲ４６ＴＥＳＴＩＭＰＸ びＯＧＯＴ０（２紐） ｍＩＣＯＮＴＩＮＵＥ （２７Ａ）ＳＥＴＵ／○Ｌ瓜ＥＴＯＩＳＥＴＳ／ＲＭＡ
ＳＫＴＯＯＯＯＯＩＯＡＤＤＲＥＳＳＩＭＰＸＬ瓜Ｅ９
（２７Ｂ）ＥＭＩＴＯＵＴＰＵＴＤＡＴＡＣＰＰＵＬＳ
ＥＥＭＩＴＳノＲＣＬＯＣＫＰＵＬＳＥＤＮＣＲＥＭＥ
ＮＴＣＯＵＮＴＥＲ４６ ＴＥＳＴＩＭＰＸ ｍＯＧＯＴ○（２７Ｂ） ｍＩＧＯＴ０（１５） ＲＥＳＥＴＦ３ＴＯＯ ＡＤＤＲＥＳＳＩＭＰＸＬＯＶＥｌＩＴＥＳＴＩＭＰＸ
岬ＯＧＯＴＯｍＩＣＯＮＴＩＮＵＥ （２９ＤＯＵＴＰＵＴＥＯＲＰＵＬＳＥＧＯＴ○（１０
）（３０）ＬＯＡＤＣＯＰＹＲＥＧ４８ （３１）ＡＤＤＲＥＳＳＩＭＰＸＬＩＮＥ７ＴＥＳＴＩ
ＭＰＸ『１伽Ｔ０（洲 『ＯＣＯＮＴＩＮＵ （３２Ａ）ＥＮＡＢＬＥＭＰＸ４ ＡＤＤＲＥＳＳＭＰＸ４ＣＡＢＬＥｌ ＡＤＤＲＥＳＳＭＰＸ２ＣＡＢＬＥ２ ＳＥＴＳ／ＲＭＡＳＫＴＯＯＯＩＯＯＯＥＭＩＴＳ／Ｒ
ＣＬＯＣＫＰＵＬＳＥＥＭＩＴＳ／ＲＣＬＯＣＫＰＵＬ
ＳＥ ＥＭＩＴＳ／ＲＣＬＯＣＫＰＵＬＳＥ ＥＭＩＴＳ／ＲＣＬＯＣＫＰＵＬＳＥ ＳＥＴＳ／ＲＭＡＳＫＴＯＯＯＩＯＯＩＳＥＴレＯＡＯ
／ＥＭＩＴｍＢリＯＣＫＬｍＥＴＯＩＳＥＴＵ／ＤＬＩ
ＮＥＴＯｌ ＡＤＤＲＥＳＳＩＭＰＸＬｍＥ９ （３波）ＥＭＩＴＳ／ＲＣＬＯＣＫＰＵＢＥｍＣＲＥＭ
ＥＮＴＣＯＵＮＴＥＲ４６ＴＥＳＴＩＭＰＸ 『ＯＧＯＴ○（３が） ｍＩＣＯＮＴＩＮＵＥ ＤＩＳ船ＬＥ船Ｘ４ （３３Ａ）ＳＥＴ土ＩＴｏｍＢＬＯＣＫＬ瓜ＥＴＯｌＡ
ＤＤＲＥＳＳＩＭＰＸＬ瓜ＥｌＯＳＥＴＰＲＯＣＥＳＳ
力ＢＬＯＣＫＬ１ＮＢＴ。 ・ＴＥＳＴＩＭＰＸ びＯＧＯＴ０（３紙） ｍＩＣＯＮＴＩＮＵＥ ＳＥＴＰＲＩＣＥＳＳ汀ＢＬＯＣＫＬｍＥＴ〇〇（乳い
）ＡＤＤＲＥＳＳＭＰＸ２ＣＡＢＬＥ２ＳＥＴＳ／ＲＭ
ＡＳＫＴＯＯＯＩＯＯＩＳＥＴＵ／ＤＬＩＮＥＴＯＩＣ
ＬＥＡＲＣＯＵＮＴＥＲ４６ ＳＥＴＬＯＡＤ／ＥＭＩＴｗＢＬＯＣＫＬＷＥＴＯＯＡ
ＤＤＲＥＳＳＩＭＰＸＬｍＥ９ （３の）ＥＭＩＴＳ／ＲＣＬＯＣＫＰＵはＥＷＣＲＥＭ
ＥＮＴＣＯＵＮＴＥＲ４６ＴＥＳＴＩＭＰＸ 『０のＴＯ（郷） びＩＣＯＮＴＩＮＵＥ （３松）ＡＤＤＲＥＳＳＩＭＰＸＬＩＮＥ９のＡＤＣＯ
肌ＴＥＲ４６ＳＥＴＳ／ＲＭＡＳＫＴＯＯＯＯＩＯＯＳ
ＥＴＵ／ＤＬＩＮＥＴＯ１（３８）ＥＭＩＴＳ／ＲＣＬ
ＯＣＫＰＵはＥＷＣＲＥＭＥＮＴＣＯＵＮＴＥＲ４６Ｔ
ＥＳＴＩＭＰＸ ｍＯＧＯＴ０（３班） 『ＩＣＯＮＴＩＮＵＥ （３６Ａ）ＥＮＡＢＬＥＭＰＸ４ ＡＤＤＲＥＳＳＭＰＸ４ＣＡＢＬＥ２ ＡＤＤＲＥＳＳＭＰＸ２ＣＡＢＬＥｌ ＡＤＤＲＥＳＳＭＰＸ３ＣＡＢＬＥＯ ＳＥＴＳ／ＲＭＡＳＫＴＯ０ＯＩＩＩ０（３斑）ＥＭＩ
ＴＳ／ＲＣＬＯＣＫＰＵＢＥ川ＣＲＥＭＥＮＴＣＯＵＮ
ＴＥＲ４６ＴＥＳＴＩＭＰＸ ｍＯＧＯＴ０（３曲） ＦＩＣＯＮＴＩＮＵＥ （３７Ａ）ＬＯＡＤＣＯＵＮＴＥＲ４６ ＳＥＴＵ／ＤＬＩＮＥＴＯＯ ＳＥＴＳ／ＲＭＡＳＫＴＯＯＯＯＯＩＯＭＰＸＭＩＩ（
３７Ｂ）ＯＵＴＰＵＴＤＡＴＡＣＰＰＵＬＳＥＥＭＩＴ
Ｓ／ＲＣＬＯＣＫＰＵＬＳＥＤＥＣＲＥＭＥＮＴＣＯＵ
ＮＴＥＲ４６ＴＥＳＴＩＭＰＸｍＯＧＯＴ○（３７Ｂ） 『ＩＧＯＴ０（２９） （３８）ＯＵＴＰＵＴＥＯＦＰＵＬＳＥ ＧＯＴ０（２） （３９Ａ）ＥＮＡＢＬＥＭＰ×４ ＡＤＤＲＥＳＳＭＰＸ４ＣＡＢＬＥ３ ＡＤＤＲＥＳＳＭＰＸＩＣＡＢＬＥＩ ＳＥＴＬＯＡＤ／ＥＭＩＴ打Ｂｈ。 ＣＫＬ的ＥＴＯＩＳＥＴＵ／ＤＬＩＮＥＴＯＩ ＳＥＴＳ／ＲＭＡＳＫＴＯＯＯＯＩＯＩＡＤＤＲＥＳＳ
ＩＭＰＸＬＯＶＥ９（３斑）ＥＭＩＴＳ／ＲＣＬＯＣＫ
ＰＵＢＥＤＩＣＲＥＭＥＮＴＣＯＵＮＴＥＲ４６ＴＥＳ
ＴＩＭＰＸ ｍＯＧＯＴ○（３班） 『ＩＣＯＮＴＩＮＵＥ （４０Ａ）ＳＥＴ士１Ｔ○ｍＢＬＯＣＫＬＷＥＴＯＩＳ
ＥＴＰＲＯＣＥＳＳｍＢＬＯＣＫＬＩＮＥＴＯＩ（４服
）ＡＤＤＲＥＳＳＩＭＰＸＬＩＮＥｌＯＴＥＳＴＩＭＰ
Ｘ『ＯＧＯＴ０（４船） ｍＩＣＯＮＴＩＮＵＥ ＳＥＴＰＲＯＣＥＳＳ中ＢＬＯＣＫＬＩＮＥＴＯ○（４
１）ＡＤＤＲＥＳＳＭＰＸ４ＣＡＢＬＥｌＡＤＤＲＥＳ
ＳＭＰＸ２ＣＡＢＬＥ２ＳＥＴＳ／ＲＭＡＳＫＴＯＯＯ
ＩＯＯＯＥＭＩＴＳ／ＲＣＬＯＣＫＰＵＬＳＥＥＭＩＴ
Ｓ／ＲＣＬＯＣＫＰＵＬＳＥ ＥＭＩＴＳ／ＲＣＬＯＣＫＰＵＬＳＥ ＥＭＩＴＳ／ＲＣＬＯＣＫＰＵＬＳＥ （４２Ａ）ＤＩＳＡＢＬＥＭＰ×４ ＳＥＴＵ／ＤＬＩＮＥＴＯｌ ＡＤＤＲＥＳＳＭＰＸ３ＣＡＢＬＥｌ ＡＤＤＲＥＳＳＭＰＸ２ＣＡＢＬＥＯ ＳＥＴＳ／ＲＭＡＳＫＴＯＯＯＩＩＩＩＡＤＤＲＥＳＳ
ＩＭＰＸＬ皿Ｅ９（４波）ＥＭＩＴＳ／ＲＣＬＯＣＫＰ
ＵはＥＩＮＣＲＥＭＥＮＴＣＯＵＮＴＥＲ４６ＴＥＳＴ
ＩＭＰＸ 餌ＯＧＯＴ０（４＄） ｍＩＧＯＴ○（２７Ａ） （４３Ａ）ＡＤＤＲＥＳＳＭＰ×４ＣＡＢＬＥ３ＥＮＡ
ＢＬＥＭＰＸ４ＳＥＴＬＯＡＤ／ＥＭＩＴ汀ＢＬＯＣＫ
Ｌ瓜ＥＴＯＩＳＥＴＳ／ＲＭＡＳＫＴＯＯＯＯＩＯＩＳ
ＥＴＵ／ＤＬＩＮＥＴＯｌＡＤＤＲＥＳＳＩＭＰＸＬｍ
Ｅ９ （４班）ＥＭＩＴＳ／ＲＣＬＯＣＫＰＵＬＳＥＯＩＣＲ
ＥＭＥＮＴＣＯＵＮＴＥＲ４６ＴＥＳＴＩＭＰＸ『ＯＧ
ＯＴ０（４＄） 『ＩＣＯＮＴＩＮＵＥ （４幻ＡＤＤＲＥＳＳＩＭ円ＸＬＩＮＥ８ＴＥＳＴＩＭ
ＰＸｍＯＧＯＴ○（４６） ｍＩＣＯＮＴＩＮＵＥ （４払）ＳＥＴ士１ＴＯ灯ＢＬＯＣＫＬＮＥＴＯＩ（４
＄）ＳＥＴＰＲＯＣＥＳＳｍＢＬＯＣＫＬＩＮＥＴＯＩ
ＡＤＤＲＥＳＳＩＭＰＸＬＯＮＥＩ０ （４に）ＴＥＳＴＩＭＰＸ びＯＧＯＴ○（４＄） ｍＩＣＯＮＴＩＮＵＥ ＳＥＴＰＲＯＣＥＳＳ打ＢＬＯＣＫＬ１ＮＥＴ。 ○ＧＯＴ０（４７Ａ） （４句ＳＥＴ士・Ｔ。 汀ＢＬＯＣＫＬｍＥＴＯＯＧＯＴ０（４粥） （４７Ａ）ＳＥＴＬＯＡＤ／ＥＭＩＴ打ＢＬＯＣＫＬＷ
ＥＴＯＯＤＩＳ船ＬＥ岬Ｘ４ ＡＤＤＲＥＳＳＭＰＸ３ＣＡＢＬＥＯ ＳＥＴＵ／○ＬＩＮＥＴＯＩ ＳＥＴＳ／ＲＭＡＳＫＴＯＯＯＯＯＩＩＡＤＤＲＥＳＳ
ＩＭＰＸＬｍＥ９（４７Ｂ）ＥＭＩＴＳノＲＣＬＯＣＫ
ＰＵはＥＤリＣＲＥＭＥＮＴＣＯＵＮＴＥＲ４６ＴＥＳ
ＴＩＭＰＸ 『ＯＧＯＴ○（４７Ｂ） ぽＩＧＯＴ○（２７Ａ） 第３Ａ図乃至第３Ｃ図のハードウェアの実施例について
上に全般的に説明したこと）今述べたマイクロプログラ
ム順序リストから、当業者であればこの発明を実施出来
る位に、この発明の操作が詳しく判ると思われる。 従って、以下説明するのは、マイクロプログラムの一部
分を適切な場合は第３Ａ図乃至第３Ｃ図と結びつけて、
文章の形で説明し直すものである。 第ＩＡ図乃至第ＩＤ図のフローチャートを包括的に説明
すれば膨大なものになるから、以下の説明では、主に各
々のマイクロプログラム動作で何が行なわれるかを述べ
、時たまそれとフローチヤ−トに示す一層大がかりな動
作との関係を説明する。マイクロプログラム順序の番号
を大体フローチャートのボックスと対応する様にし、若
干の違いがあっても、それは主に便宜上又は場所を節約
する為であるから、フローチャートと以下の説明との間
の対応関係はかなり直接的であると考えられる。最初に
装置に実際に送込むことから説明を始めるとして、ブロ
ック１乃至１１を簡単に説明する。 工程１は単に装置の入口であり、「オン・スィッチ」を
オンに転ずることに相当する。工程２で、５個のフラグ
ＦＯ乃至Ｆ４が全部０にリセットされる。装置が工程３
へ続き、そこで最初の命令によって、ＭＰＸ線１がアド
レスされ、これがＦＩの状態を照会する。この線が０で
あれば、装置は本質的に待ちループにあり、工程３の最
初の命令へ戻り、ファイルの初めを表わす１の値にぶつ
かるまで、ＩＭＰＸの線１を引続いて試験する。そうな
った時、装置が動作を続け、ＦＩにリセット・パルスを
印加して、それを０にリセットする。次に装置は工程４
へ進み、そこで装置の出力にＢＯＦ信号が発生される。
装置は工程５へ続き、そこで１番目の命令がＩＭＰＸの
線７をアドレスする。次の命令がこの線を試験し、それ
が１にセットされていて、連鎖なしを表わす場合、装置
は工程７Ａへブランチする。そうでなければ、工程６Ａ
へ続く。工程６Ａの１番目の命令が、Ｍ円Ｘ２に、その
入力のケーブル３からその出力へ至る通路を設定させる
。次の命令が計数器４６を全部０に破算する。その次の
命令が計数器４６に対するＵ／Ｄ線を１にセットし、こ
れによって計数器は線ＣＰＩを介してクロック・パルス
を受取った時には、何時でも増数される。次の命令がＳ
／Ｒマスクを０１１０００にセットする。即ちＡ＝Ｄ；
Ｅ＝Ｆ＝０、Ｂ＝Ｃ＝１。これによってシフト・レジス
タ・クロツク・マスク及び回路ＡＯ乃至Ａ５が適当にセ
ットされ、この為ＫＩレジスタ２２（線Ｂを介して）及
び旧レジスタ１２（線Ｃを介して）だけが適正なシフト
・パルスを受取る。次の命令がＩＭＰＸの線９を監視の
為にアドレスする。工程６Ｂは実際に菱入動作を行ない
、その１番目の命令がＳ／Ｒクロック・パルスを出す様
にし、これが前に述べた様に２つのシフト・レジスタだ
けに供給される。 次に計数器４６が増数され、その後、ＩＭＰＸが試験さ
れる。勿論、工程６Ａの最後の命令がＩＭＰＸの線９を
アドレスする。第３Ｂ図について説明すると、線９は計
数器４６からのｒ計数器桁上げ」であり、８回のシフト
が行なわれた時を示す為にこれが使われる。つまり、Ｋ
Ｉレジスタの内容が旧レジスタに完全に菱入されたこと
を示す。従って、ＩＭＰＸに対する線９がまだ０であっ
て、シフトの回数が８回より少ないことを意味する場合
、装置は工程６Ｂへ戻り、もう１回シフト・サイクルを
行なう。この線が１にセットされていて、シフト動作及
び装入が完了したことを示すまで、このループ動作が続
けうれ、その後装置は工程１０へ進む。ついでに云うと
「工程１０に達する道は他にも沢山あり、それらはフロ
ーチャートから明らかであるので、こ）では繰返して説
明しない。工程１０で、１番目の命令がＭＰＸの線４を
アドレスする。次の命令がこの線を照会する。それが１
にセットされていて、ファイルの終りであることを表わ
す場合、Ｆ４が０にリセットされ、順序は工程３８へ進
む。照会された線が０にセットされていると、装置は工
程１１へ続く。工程１１では、ＩＭＰＸの線２が試験さ
れ、これはフローチャート及びハ−ドウェアの図面から
明らかな様に、記録の初めを試験する。この線が０にセ
ットされていると、装置は工程１０へ戻り、逆に１にセ
ットされていると、装置はＦ２をリセットし、ブロック
１２へ続く。これで工程１乃至１１の初期設定動作が本
質的に完了する。次に完全なデータ・ブロックを暗合化
する順序を説明する。 これがブロック２１乃至２７に示されている。説明の便
宜上、暗号文の連鎖を利用していて、動作は暗合化であ
り、装置が工程２１から直接的に２２へ進み、その後工
程２３という様に工程２７まで進むと仮定する。工程２
１でＩＭＰＸの線７がアドレスされる。 この線の内容が次の命令で試験され、１（連鎖なし）で
あれば、装置は工程４３Ａにブランチし、そうでなけれ
ば工程２２へ続く。これがこ）で仮定した場合である。
工程２２の１番目の命令がＩＭＰＸの線８をアドレスす
る。次の工程がこの線の内容を試験し、０（復号）であ
れば、装置は工程３９Ａへブランチし、１（暗合化）で
あれば、工程２３へ続く。工程２３の１番目の命令がＭ
ＰＸ４のケーブル１をアドレスする。次の命令がＭＰＸ
４を出力ケーブルに接続する。次の命令がＭＰＸ２によ
ってその入力のケーブル２をアドレスする。云い換えれ
ば、ケーブル２を出力に接続する。次の命令がＳ／Ｒマ
スクを００１０００に設定する。その次の４つの命令が
、４個のクロツク・パルスを線Ｃを介して旧レジスタに
印加する。事実上、これによって、前に「順繰り回し一
操作について述べた様に、旧レジスタの内容が４バイト
だけ４個の位置にわたって順ぐりに回される。この後装
置は工程２４Ａに進み、そこで１番目の命令がＵ／Ｄ線
を１にセットする。次の命令がＭ円Ｘ４に対する入力の
ケーブル２をその出力ケーブルに接続する。次の命令が
Ｓ／Ｒマスクを００１１０１にセットする（Ｓ／Ｒクロ
ック線をＣ，○，Ｆに接続する）。次の命令が汀ブロッ
ク菱入／放出線を１にセットし、これによってリブロッ
ク１／０レジスタ５０が、適正なクロツク・パルスを受
取った時に、データを受入れる。次の命令がＩＭＰＸの
線９（計数器桁上げ）をアドレスする。次に装置は工程
２４８に進み、そこで１番目の命令がＳ／Ｒクロツク・
パルスを出させる。ＭｍＸ２，ＭＰＸ４及びＳ／Ｒマス
クの設定により、入力レジスタのバイトと旧レジス夕の
バイトの排他的オアが竹ブロック１／０レジスタに入る
と共に３つのレジスタ全部がシフトする。計数器４６が
１だけ増数され、ＩＭＰＸが試験される。この試験が０
であれば、装置は工程２４Ｂの１番目の命令に戻り、１
であれば工程２５Ａへ続く。この点で、ｍフロツク１／
０レジスタが入力レジスタ及び旧レジスタの排他的オア
を持っている。工程２５Ａの１番目の命令がｍブロック
±１線を１にセットし、暗合化動作がそこで行なわれる
ことを表わす。次の命令が「けブロック処理」信号を出
させ、これによってリブロック暗合化装置でブロック暗
合化膿序が行なわれる。次の命令がＩＭＰＸの線１０を
照会し、これによって事実上、暗合化過程が完了したか
どうかが判断される。完了していなければ、装置は線１
０が１に変わるまで、待ちループ２５Ｂにとゞまり、線
１０が１に変わると、工程２６Ａへ続く。工程２６Ａの
１番目の命令がＭＰＸ４をその出力ケーブルから切離す
。次の命令が入力ケーブル０をその出力ケーブルのＭＰ
Ｘ３に接続する。次の命令がＭＰＸ２のケーブル２をそ
の出力ケーブルに接続する。次の命令がＳ／Ｒマスクを
００ｉｏｌｌに設定し、その次の命令がＵ／○線を１に
セットし、工程２６Ａの最後の命令がＩＭＰＸの線９を
アドレスする。この順序２６８により、８回のバイト・
シフト動作が行なわれるが、これはフローチャートのブ
ロック２６に示した様に、データ・レジスタの菱入を行
なう為に逐次的になされなければならない。工程２６Ｂ
の１番目の命令がＳ／Ｒク。ツク・パルスを出し、計数
器４６が増数される。ＩＭＰＸが試験され、０であれば
、２６８が繰返されるが、１であれば、８回のシフトが
行なわれたことであり、装直は工程２７Ａへ進むことが
出釆る。この結果、竹ブロック１／０レジスタが旧レジ
スタ及び出力レジスタの両方に謙込まれる。工程２７Ａ
の１番目の命令がＵ／Ｄ線を１にセットする。 次の命令がＳ／Ｒマスクを００００１０に設定する。次
の命令がＩＭＰＸの線９をアドレスする。この後、装置
は工程２７Ｂへ進み、そこで１番目の命令が装置に出力
復号器４０の出力フラグ線から出力データ・クロツク・
パルスを出させる。次の命令がＳ／Ｒクロツク・パルス
を発生させ、これがシフト・レジスタ・マスクを介して
出力レジスタ１４に印加され、その中の次のデータ・バ
イトをこのレジスタの出力のデータ線１３に出る様にす
る。次の工程が計数器４６を１だけ増数し、ＩＭＰＸが
試験される。ＩＭＰＸの線９に対するこの試験も、８バ
イトが出力レジスタからシフトして出たことを判断する
為である。その時まで、この線は０にセットされており
、装置は工程２７Ｂへ戻る。この線が１になるまでこの
状態が続く。１になると、装置が工程１５へ進む。 工程２１乃至２７について上に述べたことを、工程１乃
至１１について述べた所を併せて考えれば、マイクロプ
ログラム願序の制御による装置の動作が明瞭に判る。他
の全ての動作の順序は略同じ様に行なわれ、特定の動作
順序は、マイクロプログラム順序リスト中の番号をつけ
られた動作を順次追えば、容易に判る。この発明の暗合
化装置の作用について上に詳しく説明した所から、こ）
に示したハードウェアが暗合化及び復号の両方に対し、
制御の変更を最小限に抑え、事実上ハードウェアの変更
を伴わずに、同じハードウェアを利用出来る様な形で、
暗号文を連鎖する考えを実施するものであることは明ら
かであろう。 こ）に述べた実施例はビット並列、バイト直列の機械の
場合であるが、当業者であれば、他のデータ・フオーマ
ツト、例えばビット直列或いはブロック全体が並列とい
う形のデー外こ対処する様に機械を構成し得ることは容
易に明らかであろう。更に、前に述べた様に、それまで
の暗号文と新しいデータ・ブロックとの排他的オア形の
変換又は組合せの他に、簡単な加算又は制御された循環
桁送りの様な他の変換も利用することが出来る。更に、
直ぐ前の暗号文以外のデータ・ブロックを連鎖過程に利
用することが出来る。勿論、数学的な可逆性、即ち逆の
操作によってもとのデータを容易に再生することが出来
るという拘束はあるが、暗号文の連鎖の他に「平明文の
連鎖又はキーの連鎖も利用することが出来る。

【図面の簡単な説明】

第ＩＡ図乃至第ＩＤ図はこの発現の暗合化方法の動作順
序を示す高レベルのフローチャート、第２図はこの発明
の方法に用いるデータ母型を示す略図、第３図は第３Ａ
図乃至第３Ｃ図で構成され、第３Ａ図乃至第３Ｃ図は併
せてこの発明の方法に用いる暗合化装置の好ましい実施
例の機能ブロック図兼論理系統図である。 ＦＩＧ．ＩＡ ＦＩＧ．１８ ＦＩＧ．ＩＣ ＦＩＧ．ＩＣ‐ｌ ＦＩＧ．ＩＣ−２ ＦＩＧ．｛０ ＦＩＧ．２ ＦＩＧ．３Ａ ＦＩＧ．３Ｂ ＦＩＧ．３ ＦＩＧ．３Ｃ

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. １ キーを用いてメツセージをブロツク単位で暗号化す
   るブロツク単位暗号化装置にして、 暗号化すべき入力
   ブロツクを受取る入力手段と、 前の暗号化過程におけ
   るデータブロツクを保持する保持手段と、 数学的に可
   逆な関数に従つて前記入力ブロツクおよび前記データブ
   ロツクを組合せる論理手段と、 前記論理手段の出力を
   暗号化する手段と、 を設けたことを特徴とするブロツ
   ク単位暗号化装置。