JPS61117940A - デ−タ保護方式 - 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】 〔発明の利用分野〕 本発明は、デｒり保護方式に関し、特に伝文にシ数を乗
算して暗号化および復号することにより、伝送データ、
ファイル・データ等のデータを保護する方式に関するも
のである。

〔発明の背景〕

最近、銀行システム等においては、伝送データの保護対
策が要望されており、種々の暗号方式が開発、提案され
ている。これらの暗号方式は、通常、伝送データのみな
らずファイル・データの保護にも役立つ。

従来の暗号方式としては、データ保護用に疑似乱数を加
算する方式（米国特許第３．５３５，６４２号、同第３
，６８１．７０８号、同第３，６９１．４７２号、同第
３，８１６，７６４号、同第３，８３８，２５９号、同
第３，９１１，２１６号参照）、および米国商務省標準
局による米国標準暗号方式（米国特許第３．７９６．８
３０号参照）等がある。

前者の方式は、伝送メツセージのビット・パターンと疑
似乱数のビット・パターンを対応するビット位置で加算
した結果のパターンを暗号メツセージとして伝送するも
のである。この暗号方式は、送信先が１端末のみの場合
、つまりエンド・ツー・エンド方式の通信網の場合には
、送受信端末で共通に１個の疑似ｉＩＩ数を保有すれば
よいが、通信網＜ｉｕｉ端末（８個）が接続されている
場合には、各端末において（Ｓ”−１）個のそれぞれ員
なる疑似乱数を保有する必要があり、メモリー量が大に
なる。そこで、例えは、第２図に示すように、Ａ端末か
らＢ端末に伝文を送信する場合、伝送連中で交換局Ｐｌ
＃Ｐｌ・Ｐ８　　を介してＣ，Ｄ、Ｈの各端末が接続さ
れているとき、各伝送区間人−Ｐよ。

Ｐ□−Ｐ＠　ｔ　’＠　−Ｐ＠　＊　Ｐ＠　−Ｂ　にお
いて、それぞれ異なる疑似ｉ！ＩＪｔｃ、　＃　Ｃ，Ｉ
　Ｃ，ｐ　ｃ、　ｔ−用意Ｌｒおき、伝送途中でＡ端末
から送信されてきた暗号化メツセージＩＩ１．ｅＣＰ）
Ｃ疑似乱数Ｃ工をＰ０間で加算してＰ、へ送り、送ると
きＣ１を加算して送る、すなわち、入−Ｐ開ではＣ□が
鍵であり、Ｐニー２８間ではＣ，、Ｂ端まではｍ、　ｅ
Ｃ，で暗号化される（Φは排他的論理和）方法が考えら
れている。

この方法によれば、各端末にすべての異なる疑似乱数を
備えておく必要はなくなるが、同文興鍵の条件、つまり
同じ伝文を異なった疑似乱数で暗号化することＫなるた
め、これらＩ！最の暗号文のアンドをとることにより、
伝文が解読される可能性がある・したがって、この暗号
化方式の通信ネットワークへの連層には、重要な問題が
ある。

〔発明の目的〕

本発明の目的は、このような従来の欠点を改讐し、伝送
ネットワークに適用した場合、盗１１８Ｆｋ解読される
危険性がなく、かつ暗号化装置と復号装置を安価に構成
できるデータ保護方式を提供することにある。

〔発明の概要〕

上記目的を達成するため、本発明のデータ保護方式は、
ガロア体ＧＦａ上の数値を複数式分だけｌＬ＆としてレ
ジスタに蓄積し、該レジスタの内容のうち、暗号化また
は復号すべき伝送データのビットに対応するものだけを
選択して、選択された数値のビットごとに加算された結
果を、それぞれ暗号データまたは復号データとすること
ＫＷ微がある。

〔発明の実施例〕

以下、本発明の実施列を、図面により説明する。

第３図、第４図は、本発明による暗号化、および復号の
原理を示す説明図である。

いま、ガロア体ＧＦＧ２）における多項式に対して、既
約多項式（生成多項式）を ｆｌ（ｘＪｍ　ｘ”　＋　ｘ　＋　１　　　　　　　　
−−−（１）とすると、この多項式は２進数では％　ｆ
、に）−１００００１１で表わされる。ここで、最下位
ビットは定数項、下から２ビツト目はＩの１次項、下か
ら３ビツト目はＸの２次項、下から７ビツト目はＸの６
次項を、それぞれ表わしている。

第３図は、多項式ｘ８〜８１３　　を、それぞれ上記生
成多項式で、←）で割算したときの剰余である。

すなわち、ｆ８←）　ｍ　ｚ”　　を２進数で麦わすと
、ｆ、＜ＩＣ）−１００００００００となり、コノ値を
生成多項式ｆ６ＣＸＪ−１００００１１で割ると、その
余りは０００１１０となる。同じようにして、ｆ。

に）、ｆｌ。−Ｌ　ｆｌｌに）、ｆｌ、に）、ｆｏ、休
）を生成多項式で割ると、余りの値は第３図に示すよう
になる。

いま、送信したい伝文を”０１０１０１″とすると、こ
の２進数を第３図の人のようＶｃｘ”、工１１・・・・
・Ｘ　の−に対応させて配置し、伝文の′１′″に対応
する多項式ｆ’ｉに）のみを各ビットごとに加算する（
モデエ１２２の演算）。すなわち、第３図の例では、Ｘ
　　、　　　、Ｘ　　のビット・パターンを各ビットご
とに加算すると、第３図のＣに示すように、’１１１１
０１”となる。このＣに示す値が、本発明による暗号伝
文である。

次に、第３図の最下段の多項式ｆ８←）のベキ数Ｅと生
成多項式で６−）の次＆ｉとしたとき、（２１−１−Ｅ
）をベキ数とする多項式ｆ、、（Ｘ）を最下段とする第
４図のような多項式の配列を作成し、これを復号装置の
内容とする。

そして、第３図で作成した暗号伝文”１１１１０°１″
を、第４図のＢのように、ｘ６０　、　ｘｓ＠　、　　
。

・・・Ｘ　の各欄に対応させて配置し、前述と同じよう
に、暗号伝文の”１″に対応する多項式ｆ１に）のみを
各ビットごとに加算する。これによって、第４図のＤＩ
ＩＣ示すように５元の伝文（送信メツセージ）が得られ
る。

このように、暗号化装置と復号装置では、演算方法が同
一で内容のみが異なる。したがって、河−のハードウェ
アを用いて１ｌｌｆ化と復号を実行できるので、きわめ
て安価に構成できる。

第１図は、本発明の一実施例を示す暗号化・復号装置の
ブロック図である。

第１図において、１は＆散を格納するレジスタ（または
メモリ）、２は送信メツセージ（伝文）または暗号文を
格納する入力レジスタ、３は暗号化された結果または復
号された結果を格納する出力レジスタ、番は制御・演算
回路である。

Ｌ＆を格納するレジスタ１は、暗号処理を行う単位であ
るブロック長を１とすれば、１個用意する必要がある。

また、レジスタ１の長さは、上記のプ田ツク長（ｉ）と
同じとする。

い士、１次の２のガ四ア体において、多項式系を考える
。既約原始多項式（生成多項式）ｔ１体）を、次式で求
める。

ｆｓ、（ｅ□−＆ＩＸ１＋　ＩＬ　１−ＩＸ”−”　＋
　”　−”　＋　＆　１　：Ｅｌ＋　６６・・・■ ここで−＆１　＃　＆ｉ−□、・・・ａｏ　　は１″ｔ
たけ′０″の定数である。

ｘ’　ｉｉｉ　ｂ　　χ１−１＋・・・＋ｂ、　（ｍｏ
ｔｌｆ、（帽・・・―■すなわち、工１はモデエ謂２演
算により生成多項式ｆ１に）で割算を行うと、その剰余
として、ｂｘｉ−１＋・・・十す、となる。

ここで％ｂ　　　、　　・・・ｂ、は１＃または１ｏ”
の定数である。

このことから、レジスタ１の最下ｆｆ１ｌに格納される
数値は、次の式となる。

ｘ”Ｍａ　　　　　ｘ”−”＋−−−＋ａｏ　（ｒａｏ
ｄＬｔ、（４）−−＊（４１すなわち、最下段レジスタ
１１の最下位ビット１１１にはＣ０１次のビ”／）１１
２にはｃ、、次のビット１１３にはＣ９，・・・最上位
ビット１１ｔにはＣ１−４を、それぞれ格納する。

同じようＫして、下から２段目のレジスタ１２には、次
の式の値が格納される。

ｘ”’　！　ｄ　　ｘ’−’　＋ｄ　　ｘ１″−’＋−
・―＋　ａ。（ｍｏａ　ｆ　ｔ（ＸＤ・・・（５ なお、第５図の例では、ＩＮ　、、　ＩＩＩ　、　ｘｌ
ｌ　、　ｘｌｌが格納されている。

以下、最上段レジスタ１１には、次式の値が格納される
。

ｘｇ＋ｉ−ｔ　！！１−１ｘ’−”＋ｌ、−、ｚニー”
＋・　・　＝＋７゜（ｗａｉｆｌ（Ｊ・・・（２） すなわち、レジスタ１１の最下位ビット１１１にはｔｏ
ｌ　　最上位ビット１ｉｉ）Ｃは！１−１　　が格納さ
れる。第３図の例では、ｘｉｌｌが最上段のレジスタに
格納されている。

暗号化の際には、以上のようにレジスタ１に乱数を格納
した後、伝文をレジスタ２に入力する。

いま、入力された伝文の２進数人が、 Ａ−０００１０・−・−０１ であり、１ビツト目とｅピッ）Ｉのみが１′で他はすべ
て０″であったとする。

この場合には、ＷＩＪＩＩＩ演算回路番は、乱数レジス
タ１のうちレジスタ１１と１６の内容をビットごとに加
算（モデュロ済算）シ、その結果″′１″の数が奇数の
とき′″１”、偶数のとき′″ｏ″として、出力レジス
タ３１１Ｃ格納する。こり結課の内容が、暗号化された
メツセージとなる。

以上が暗号化処理である。次に、復号処理について述べ
る。

復号処理は、暗号化装置と同じものを使用して行われる
。この場合、乱数レジスタｌｋは復号用のデータが、ま
た入力レジスタ２には受信した暗号伝文が、それぞれ格
納される。

先ず、暗号化と同じように、レジスタＩＩＫは、次式の
値を乱数として格納する。

Ｘ″、　Ｐ　　　　ｘｉ−１＋ｐ　　　　　ｘ”−”＋
　　　…　＋ｐ、（ｍｏｄｆ　ＩＣｔ））・・・■ また、レジスタ１２には、次式の鰹を格納する。

ｘ””Ｈｌｌｌ−１ｘ”−”＋ｑ１−．　ｘ”　”＋−
・・＋ｑ、　（ｍｏｄｆｔ（４）・・・（ａ 最上段レジスタ１１には、次式の値を格納する。

ｘ””−”＊ｖ　　ｘ”−”＋ｖ　　ｘｌ−”＋…＋ｖ
ｏ（ｒｎｏ６ｆ１にｘ））・・・（９） ここで、Ｅ、Ｄ＋７）Ｍ係は、次の式を満足する必要が
ある（ｆ□（聞）が生成多項式の場合）。

Ｅ＋ＤｉｉＯ（ｍｏｄ２’−１）　　　　・・・α０）
このようｋして、復号処理では、暗号文を入力レジスタ
２に入力し、入力レジスタ２０″１″に対応する乱数レ
ジスタ１の内容とアンドをとり、これを加算（モデエロ
２演算）して、その結果を出力レジスタ３に格納する。

出力レジスタ３の内容は、復号された元の伝文である。

次に％第１図を用いて、他の実施例を説明する。

先ず、暗号化のため、生成多項式を次式で与える。

ｔｓ（ｘ：）−ｘ　　＋　ｘ　＋　１　　　　・・・（
１００１０１）このとき、乱数レジスタ１に格納される
値は、次式で示す内容となる。

ｘ１０ｙｓｘ’　＋　１　　　　　　−・（１０００１
）ｘｌ　ｌ　Ｂ　ｘ”　＋　ｘ　＋　１　　　　　　・
・・（００１１１）ｘ　　ａｘ　　＋ｘ　　＋ｘ　　　
　　　＝（０１１１０）ｘ”＊ｚ’　＋　ｘ”　＋　ｘ
”　　　　＝　（１１１００）ｘ”ａｘ’　＋　ｘ”　
＋　ｘ”　＋　１　・・・（ｌ　ｌ　１０１）次に、伝
文を（００１１０）とすると、この値を入力レジスタ２
に入力する。

この伝文の１１”に対応する乱数レジスタ１の値、ｘ　
　ｗ＝ｘ　　＋ｘ　　＋ｘ　　　　・・・（０１１１０
）ｘ”ａｘ”　＋ｘ＋１　　　　　”（００１１１）を
モデエ田２演算する。

すなわち、　０１１１０ ＋）００１１１ これｋより、′″０１００１”が出力レジスタ３に格納
され、暗号文として送信される０ 次に、復号処理について述べる。

復号時の乱数レジスタＩＶＣ格納される最下段のべ命数
りを求める。

１０＋ＤｓｉＱ　　（１１０（Ｌ　２’　−１）ヨリ’
Ｄ−３１−ＩＱ−２１ これＫより、乱数レジスタ１にはＸ　からＸ！Ｓの多項
式の２進数が格納される。

ｘ”Ｍｉｘ’　＋　ｘ”　　　　　　・・・（１１００
０）ｚ　　ａｘ　　＋ｘ　　＋１　　　　・・・（１０
１０１）ｘ”ａｘ”　＋ｘ”　＋Ｘ＋１　　”（０１１
１１）！”；：Ｃ’　＋　１”　＋　Ｘ”　＋　Ｘ・・
・（１１１１０’）ｘ　　！Ｘ　　＋ｘ　　＋１　　　
　・・・（１１００１）入力レジスタ２には、受信した
暗号文″’ＯＬ　００１″が入力される＠ この暗号文の”１″に対応する乱数、つまり上から２段
目（ｘｌ４）と最下段（ｘｌｌ）の内容が、ビットごと
にモデュロ２演算される。

ｘ”ａｘ’　＋　ｘ”　＋　ｘ”　＋　ｘ・・・（１１
１１０）ｘ”＝ｘ’＋ｘ”　　　　　　”（１１０００
）すなわち、１１１１０ これにより“００１１０″の元の伝文に復号され、出力
レジスタ３に格納される。

なお、実施例では、ｆｌ（Ｘ）として既約原始多項式（
生成多項式）を用いたが、これに限定されることはない
。すなわち、 ｚ”ｘｌ　　　（ｍｏｄｆｌＧ”））　　　　　　　　
＋・・αＤとなる周期を求めれば、暗号化および復号の
ための乱数の関係は、次式のようになる。

Ｅ＋Ｄ＝Ｑ　　（ｎｏｄｓ）　　　　　　”・α２〔発
明の効果〕 以上説明したように、本発明によれば、ガ四ア体ＧＦ（
２）上の多項式を示す数値を複数式分だけ乱数としてレ
ジスタに蓄積し、該レジスタの内容のうち暗号化または
復号すべき伝送データのビットに対応するものだけを選
択して、選択された数値のビットごとに加算した結果を
、それぞれ暗号データまたは復号データとするので、伝
送ネットワークに適用した場合、盗聴者に解読されるお
それがなく、かつ暗号化装置を復号装置と共用できるた
め、きわめて安価に実現できる利点がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施列を示す暗号化・復号装置のブ
ロック図、第２図は従来の疑似乱数加算による暗号化方
式の説明図、第３図、第４図は本発明による暗号化、お
よび復号の原理を示す説明図である。 １：乱数を蓄積するレジスタ、１１１〜ｌｉｉτ乱数の
部分レジスタ、２：人力レジスタ、２１〜２１：入力デ
ータの部分レジスタ、３：出力レジスタ、３１〜３１＝
出力データの部分レジスタ、４：制御・演算回路。 第１図 第２図 嘉　　　３　　　図 第４図

Claims (3)

【特許請求の範囲】
1. （１）ガロア体ＧＦ（２）上の数値を複数式分だけ乱数
   としてレジスタに蓄積し、該レジスタの内容のうち、暗
   号化または復号すべき伝送データのビットに対応するも
   のだけを選択して、選択された数値のビットごとに加算
   された結果を、それぞれ暗号データまたは復号データと
   することを特徴とするデータ保護方式。
2. （２）前記乱数のレジスタに蓄積される数値は、複数の
   多項式を既約原始多項式で割算した剰余であることを特
   徴とする特許請求の範囲第１項記載のデータ保護方式。
3. （３）前記乱数のレジスタに蓄積される数値は、暗号化
   の際に蓄積された最下段の多項式のベキ数Ｅと既約原始
   多項式の次数１としたとき、（２＾１−１−Ｅ）を復号
   の際に蓄積する最下段の多項式のベキ数とすることを特
   徴とする特許請求の範囲第１項記載のデータ保護方式。