JPS6196847A - 誤り制御暗号化方式 - Google Patents
誤り制御暗号化方式Info
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- JPS6196847A JPS6196847A JP59217285A JP21728584A JPS6196847A JP S6196847 A JPS6196847 A JP S6196847A JP 59217285 A JP59217285 A JP 59217285A JP 21728584 A JP21728584 A JP 21728584A JP S6196847 A JPS6196847 A JP S6196847A
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- Japan
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- unit
- error control
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-
- H—ELECTRICITY
- H03—ELECTRONIC CIRCUITRY
- H03M—CODING; DECODING; CODE CONVERSION IN GENERAL
- H03M13/00—Coding, decoding or code conversion, for error detection or error correction; Coding theory basic assumptions; Coding bounds; Error probability evaluation methods; Channel models; Simulation or testing of codes
- H03M13/03—Error detection or forward error correction by redundancy in data representation, i.e. code words containing more digits than the source words
- H03M13/05—Error detection or forward error correction by redundancy in data representation, i.e. code words containing more digits than the source words using block codes, i.e. a predetermined number of check bits joined to a predetermined number of information bits
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- Error Detection And Correction (AREA)
- Detection And Prevention Of Errors In Transmission (AREA)
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。
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）
本発明はデータ伝送における誤り制御と暗号化方式に関
するものである。
するものである。
（従来の技術）
従来、誤り制御と暗号化の両機能を実現する誤り制御暗
号化方式として外側誤り制御方式と内側誤り制御方式が
発表されている（電子通信学会技術研究報告ＡＬ８３−
７３（１９８４−３−２２）電子通信学会Ｐ７−８）。
号化方式として外側誤り制御方式と内側誤り制御方式が
発表されている（電子通信学会技術研究報告ＡＬ８３−
７３（１９８４−３−２２）電子通信学会Ｐ７−８）。
外側誤り制御方式はデータを暗号化した後、誤９訂正符
号化して伝送路に送出し、受信側では誤り訂正復号して
暗号復号するものである。この方式は伝送路上で加わっ
た誤りを誤り訂正により除去し暗号復号するので、上記
誤りによる悪影響を受けないが、内側誤υ制御方式に比
べて装置が複雑となる。これに対して内側誤り制御方式
はデータを誤り訂正符号化した後に暗号化して伝送路に
送出し、受信側では暗号復号してから誤り訂正復号する
ものであるから、物理層での暗号化に適しており、従っ
て暗号化の装置化が非常に容易である０ （発明が解決しようとする問題点） しかしながら、上記内側誤り制御方式は伝送路において
誤りが加わると誤りの伝播及び拡大作用により誤り制御
が有効に作用しないという欠点があり、誤り伝播の小さ
い転置（入れ換え）方式による暗号化方式を用いても、
伝送路上で加わったバースト誤りは暗号復号時にランダ
ム誤９となるためバースト誤９制御は有効に作用しなか
った。
号化して伝送路に送出し、受信側では誤り訂正復号して
暗号復号するものである。この方式は伝送路上で加わっ
た誤りを誤り訂正により除去し暗号復号するので、上記
誤りによる悪影響を受けないが、内側誤υ制御方式に比
べて装置が複雑となる。これに対して内側誤り制御方式
はデータを誤り訂正符号化した後に暗号化して伝送路に
送出し、受信側では暗号復号してから誤り訂正復号する
ものであるから、物理層での暗号化に適しており、従っ
て暗号化の装置化が非常に容易である０ （発明が解決しようとする問題点） しかしながら、上記内側誤り制御方式は伝送路において
誤りが加わると誤りの伝播及び拡大作用により誤り制御
が有効に作用しないという欠点があり、誤り伝播の小さ
い転置（入れ換え）方式による暗号化方式を用いても、
伝送路上で加わったバースト誤りは暗号復号時にランダ
ム誤９となるためバースト誤９制御は有効に作用しなか
った。
（問題点を解決するための手段）
本発明は、送信側にｍ個の９元情報を１個のｑｍ元情報
に変換するｑ→ｑｍ元変換部と、ｑｍ元情報をＧＦ（ｑ
”）の上で定義された誤り制御符号の符号語に変換する
誤り制御符号化部と、所定の鍵に従いｑｍ元シノホ゛ル
を転置暗号化する転置暗号化部と、１個の９ｍ元ジノポ
ルをｍ個のｑ元シンボルに変換するｑ” −＋ ｑ元変
換部とを備え、受信側にｍ個の９元７ンボルを１個の９
ｍ元ジノポルに変換するｑ→ｑｍ元変換部と、所定の鍵
に従いｑｍ元シンボルを転置暗号復号する転置暗号復号
化部と、ＣＦ（ｑ”）の上で定義された誤り制御符号を
復号する誤り制御復号化部と、１個のｑｒｌ″元情報を
ｍ個の９元情報に変換するｑｍ→ｑ元変換部とを備えた
ことを特徴とする誤り制御暗号化方式である。
に変換するｑ→ｑｍ元変換部と、ｑｍ元情報をＧＦ（ｑ
”）の上で定義された誤り制御符号の符号語に変換する
誤り制御符号化部と、所定の鍵に従いｑｍ元シノホ゛ル
を転置暗号化する転置暗号化部と、１個の９ｍ元ジノポ
ルをｍ個のｑ元シンボルに変換するｑ” −＋ ｑ元変
換部とを備え、受信側にｍ個の９元７ンボルを１個の９
ｍ元ジノポルに変換するｑ→ｑｍ元変換部と、所定の鍵
に従いｑｍ元シンボルを転置暗号復号する転置暗号復号
化部と、ＣＦ（ｑ”）の上で定義された誤り制御符号を
復号する誤り制御復号化部と、１個のｑｒｌ″元情報を
ｍ個の９元情報に変換するｑｍ→ｑ元変換部とを備えた
ことを特徴とする誤り制御暗号化方式である。
（作用）
送信側において入力された９元情報はｑ→ｑ１元変換部
において、ｍ個毎にｏ−ｑ”−ｉの値をとる１個のｑｍ
元情報に変換される。変換されたｑｍ元情報は誤９制御
符号化部においてＧＦ （ｑ” ）の上で定義された誤
り制、御符号の符号語に変換される。
において、ｍ個毎にｏ−ｑ”−ｉの値をとる１個のｑｍ
元情報に変換される。変換されたｑｍ元情報は誤９制御
符号化部においてＧＦ （ｑ” ）の上で定義された誤
り制、御符号の符号語に変換される。
変換された各ｑｍ元シンボルは転置暗号化部により転置
暗号化され、ｑｍ→ｑ元変換部により１個のｑｍ元シン
ボルがｍ個のｑ元シンボルに変換されて伝送路に送出さ
れる。受信側では伝送路より受信したｑ元シンボルをｑ
→ｑｍ元変換部によりｑｍ元シンボルに変換し、転置暗
号復号化部により所定の鍵に従い転置暗号復号する。復
号したｑｍ元シンボルは誤り制御復号化部により誤り検
出及び訂正され、ｑｍ→ｑ元変換部によ９９元情報に変
換され出力される。
暗号化され、ｑｍ→ｑ元変換部により１個のｑｍ元シン
ボルがｍ個のｑ元シンボルに変換されて伝送路に送出さ
れる。受信側では伝送路より受信したｑ元シンボルをｑ
→ｑｍ元変換部によりｑｍ元シンボルに変換し、転置暗
号復号化部により所定の鍵に従い転置暗号復号する。復
号したｑｍ元シンボルは誤り制御復号化部により誤り検
出及び訂正され、ｑｍ→ｑ元変換部によ９９元情報に変
換され出力される。
（実施例）
第１図は本発明の第１の実施例を示すブロック図である
。同図において、伝送路１５の左側は送信１１１であっ
て、１０はデータを入力する入力端子、１１はｎ１個の
入力９元データを０〜ｑｍ ｒの値をとる１個の９ｍ
元データに変換するｑ→ｑｍ元変換部、１２は上記で元
データをＣＦ（ｑｍ）の上で定義された誤り制御符号に
符号化する誤り制御符号化部、１３は０〜９ｍ １の
値をとる各シンボルを暗号化する転置暗号化部、１４は
１個の９ｍ元データをｍ個のｑ元データに変換するｑｍ
→ｑ元変換部である。土肥ｑｍ→ｑ元変換部の出力は伝
送路１５を介して受信側に送られる。伝送路１５の右側
は受信側であって、１６Ｉ″ｉ受信した９元データを９
ｍ元データに変換するｑ→ｑｍ元変換部、１７は転置暗
号化部Ｊ３とは逆の転置操作により転置暗号の復号を行
なう転置暗号復号化部、Ｊ８は復号した９ｍ元データを
誤り検出及び訂正する誤９制御復号化部、１９は９ｍ元
データからｑ元データに変換するｑｍ→ｑ元変換部、２
０はデータを出力する出力端子である。
。同図において、伝送路１５の左側は送信１１１であっ
て、１０はデータを入力する入力端子、１１はｎ１個の
入力９元データを０〜ｑｍ ｒの値をとる１個の９ｍ
元データに変換するｑ→ｑｍ元変換部、１２は上記で元
データをＣＦ（ｑｍ）の上で定義された誤り制御符号に
符号化する誤り制御符号化部、１３は０〜９ｍ １の
値をとる各シンボルを暗号化する転置暗号化部、１４は
１個の９ｍ元データをｍ個のｑ元データに変換するｑｍ
→ｑ元変換部である。土肥ｑｍ→ｑ元変換部の出力は伝
送路１５を介して受信側に送られる。伝送路１５の右側
は受信側であって、１６Ｉ″ｉ受信した９元データを９
ｍ元データに変換するｑ→ｑｍ元変換部、１７は転置暗
号化部Ｊ３とは逆の転置操作により転置暗号の復号を行
なう転置暗号復号化部、Ｊ８は復号した９ｍ元データを
誤り検出及び訂正する誤９制御復号化部、１９は９ｍ元
データからｑ元データに変換するｑｍ→ｑ元変換部、２
０はデータを出力する出力端子である。
第１図に示す第１の実施例の動作を次に説明する。本発
明は任意のｑ＋ ｍ＋任意のＧＦ（ｑ”）の上で定義さ
れたランダム誤り制御符号を対象とするが、以下では、
ｑ ＝ ２ 、 ｍ ＝ ４ 、ランダム誤９制御符号
としては１．２４元２重ランダム誤υ訂正（１５゜１１
） Ｒｅｅｄ −Ｓｏｌｏｍｏｎ符号を例にとって説
明する。
明は任意のｑ＋ ｍ＋任意のＧＦ（ｑ”）の上で定義さ
れたランダム誤り制御符号を対象とするが、以下では、
ｑ ＝ ２ 、 ｍ ＝ ４ 、ランダム誤９制御符号
としては１．２４元２重ランダム誤υ訂正（１５゜１１
） Ｒｅｅｄ −Ｓｏｌｏｍｏｎ符号を例にとって説
明する。
まず入力端子１０より２元のデータ系列が入力される。
そのデータを、
ｉ、＝ （０，０，０，０’、１．Ｏ，Ｏ，Ｏ，１，，
１，１，Ｏ，０，０゜１．０，０，０，１，０，０，０
，１，０，１，０，１，１゜１．０，１，１，０，１，
０，１，１．、Ｏ，Ｏ，Ｌ、Ｏ，０゜０ 、０ ）
（１）とする。１１はｑ −
＋ ｑｍ元変換部１１に入力され、１２−（０，８，１
４，２，２，２，１１，１１，５，９，０） （２）
に変換される。ｑ −） ｑ”元変換部１１は、１１の
前から４ビツトごとを１組として１つの１６進数に変換
するものである。この変換の方法は、他にもＣＦ（ｑｍ
）上の元をＧＦ（ｑ）に属するＧＦ’（ｑｍ）ノ原始元
を用いて表現する方法などがある。
１，１，Ｏ，０，０゜１．０，０，０，１，０，０，０
，１，０，１，０，１，１゜１．０，１，１，０，１，
０，１，１．、Ｏ，Ｏ，Ｌ、Ｏ，０゜０ 、０ ）
（１）とする。１１はｑ −
＋ ｑｍ元変換部１１に入力され、１２−（０，８，１
４，２，２，２，１１，１１，５，９，０） （２）
に変換される。ｑ −） ｑ”元変換部１１は、１１の
前から４ビツトごとを１組として１つの１６進数に変換
するものである。この変換の方法は、他にもＣＦ（ｑｍ
）上の元をＧＦ（ｑ）に属するＧＦ’（ｑｍ）ノ原始元
を用いて表現する方法などがある。
１２は誤９制御符号化部１２に入力され、Ｖ、 ＝ （
０，８，１４，２，２，２，１１，１１，５，９，０，
１３゜４ 、６ 、１１ ）
（３）なるＲｅｅｄ −Ｓｏｌｏｍｏｎ符号の符号語に
変換される。
０，８，１４，２，２，２，１１，１１，５，９，０，
１３゜４ 、６ 、１１ ）
（３）なるＲｅｅｄ −Ｓｏｌｏｍｏｎ符号の符号語に
変換される。
Ｖｌは１２に誤９制御をおこなうために（１３，４゜６
．１１）なる検査点が付加されたものである。
．１１）なる検査点が付加されたものである。
ここで用いた符号は、Ｖｌの中の１５個のシンビルのう
ち２重誤９訂正、あるいは５重誤り検出が可能である。
ち２重誤９訂正、あるいは５重誤り検出が可能である。
■は転置暗号化部１３に入力さ”れ、指定された鍵によ
って第２図に示すような入れ換えが行なわれ、＋２が得
られる。
って第２図に示すような入れ換えが行なわれ、＋２が得
られる。
＋２はｑ”−＋ｑ元変換部１４により、Ｖ３＝ （１，
０，１，１，０，０，１，Ｏ，０，１，０，１、Ｏ，０
゜０．０，１，１，１，０，１，１，０，１，０，０，
１，０゜０．０，０，０，１，０，１，１，１，０，１
，１，１，０゜０．０，０，１．１．Ｏ，Ｏ，０，１，
Ｏ，０，１，０，０゜１．０，０，１）
（４）に変換される。この変換は＋
２の１つのシンボルを４ビツトの２進数に変換するもの
である。＋３は伝送路１５に出力される。伝送路１５で
長さ５ビツトのバーストＡ ９ｅ＝（０，０，０，０，
０，０，０，０，０，０，０，０，０，０゜０．０，０
，０，０，０，０，０，０，１．０，１．１ 、ｌ 。
０，１，１，０，０，１，Ｏ，０，１，０，１、Ｏ，０
゜０．０，１，１，１，０，１，１，０，１，０，０，
１，０゜０．０，０，０，１，０，１，１，１，０，１
，１，１，０゜０．０，０，１．１．Ｏ，Ｏ，０，１，
Ｏ，０，１，０，０゜１．０，０，１）
（４）に変換される。この変換は＋
２の１つのシンボルを４ビツトの２進数に変換するもの
である。＋３は伝送路１５に出力される。伝送路１５で
長さ５ビツトのバーストＡ ９ｅ＝（０，０，０，０，
０，０，０，０，０，０，０，０，０，０゜０．０，０
，０，０，０，０，０，０，１．０，１．１ 、ｌ 。
ｏ 、 ｏ 、 ｏ 、 ｏ 、 ｏ 、 ｏ 、 ｏ
、 ｏ 、 ｏ 、 ｏ 、 ｏ 、 ｏ 、 ｏ
、 ｔ）。
、 ｏ 、 ｏ 、 ｏ 、 ｏ 、 ｏ 、 ｏ
、 ｔ）。
０．０，０，０，０，０，０，０，０，０，０，０，０
，０゜０．０，０，０） （
５）が加わったとする。ｅの中の１はその位置に誤りが
発生したことを示し、０は誤９が発生しなかったことを
示す。受信される符号は、 ｒ、＝ｖ、■ｅ ＝ （１，０，１，１，０，０，１，０，０，１，０，
１，０，０゜０．０，１，１．１’、０，１，１，０，
０，０，１，０，１゜０．０，０，０，１，０，１，１
，１，０，１，１，１，０゜０、．０，０，１，１，０
，０，０，１．Ｏ，０，１，０，０゜１．０，０．１）
（６）となる。ただし■はｍ
ｏｄｕｌｏ −２の加算を示す。ｒｌはｑ −＋ ｑｍ
元変換部Ｊ６により、送信側のｑ−＋ｑｍ元変元部換部
１ノ様にして、 ｒ ＝（１１，２，５，０，１４，１２，５，０，１
１，１１，８’、６゜２ 、４ 、９ ）
（７）に変換される。＋２は転置暗号
復号化部１７におい−て、指定された鍵により送信側転
置暗号化部１３とは逆の入れかえ操作により第３図に示
すような制御として誤９訂正を考えると、＋３はＲｅｅ
ｄ−３ｏｌｏｍｏｎ符号の符号語ｖ１とは第３図で○印
のついた２つのシンボルで誤まっているだけであるから
、この誤りは良く知られているＲｅｅｄ −Ｓｏｌｏｍ
ｏｎ符号の復号法により訂正され、さらに後部４シンボ
ルの検査点が除去され、 らに着→ｑ元変換部１９により送信側のｑｍ−＋ｑ元変
換部１４と同様の変換により、 １＝（０，０，０，０，１，０，０，０，１，１，１，
０，０，０゜１ 、０ 、０ 、０ 、１ 、０ 、０
、０ 、１ 、０ 、１ 、 Ｏ、］ 、 １ 。
，０゜０．０，０，０） （
５）が加わったとする。ｅの中の１はその位置に誤りが
発生したことを示し、０は誤９が発生しなかったことを
示す。受信される符号は、 ｒ、＝ｖ、■ｅ ＝ （１，０，１，１，０，０，１，０，０，１，０，
１，０，０゜０．０，１，１．１’、０，１，１，０，
０，０，１，０，１゜０．０，０，０，１，０，１，１
，１，０，１，１，１，０゜０、．０，０，１，１，０
，０，０，１．Ｏ，０，１，０，０゜１．０，０．１）
（６）となる。ただし■はｍ
ｏｄｕｌｏ −２の加算を示す。ｒｌはｑ −＋ ｑｍ
元変換部Ｊ６により、送信側のｑ−＋ｑｍ元変元部換部
１ノ様にして、 ｒ ＝（１１，２，５，０，１４，１２，５，０，１
１，１１，８’、６゜２ 、４ 、９ ）
（７）に変換される。＋２は転置暗号
復号化部１７におい−て、指定された鍵により送信側転
置暗号化部１３とは逆の入れかえ操作により第３図に示
すような制御として誤９訂正を考えると、＋３はＲｅｅ
ｄ−３ｏｌｏｍｏｎ符号の符号語ｖ１とは第３図で○印
のついた２つのシンボルで誤まっているだけであるから
、この誤りは良く知られているＲｅｅｄ −Ｓｏｌｏｍ
ｏｎ符号の復号法により訂正され、さらに後部４シンボ
ルの検査点が除去され、 らに着→ｑ元変換部１９により送信側のｑｍ−＋ｑ元変
換部１４と同様の変換により、 １＝（０，０，０，０，１，０，０，０，１，１，１，
０，０，０゜１ 、０ 、０ 、０ 、１ 、０ 、０
、０ 、１ 、０ 、１ 、 Ｏ、］ 、 １ 。
１．０，１，１，０，１，０，１，１，０，０，１．ｉ
ン 、（）。
ン 、（）。
０．０）
（９）の２元符号に変換され出力端子２０より出力さ
れる。
（９）の２元符号に変換され出力端子２０より出力さ
れる。
以上の操作により、入力端子１０より入力されたデータ
１１は送信側ｑ −＋ ｑｍ元変換部１１〜ｑｍ→ｑ元
変換部１４により誤り制御符号化と暗号化の双方がほど
こされ＋３として伝送路１５へ送出される。■ は暗号
化がほどこされているため＋３を盗。
１１は送信側ｑ −＋ ｑｍ元変換部１１〜ｑｍ→ｑ元
変換部１４により誤り制御符号化と暗号化の双方がほど
こされ＋３として伝送路１５へ送出される。■ は暗号
化がほどこされているため＋３を盗。
聴しても１１は推定できない。さらに、伝送路でパルス
ト誤りｅが発生しても受信側では誤り制御（訂正）がほ
どこされ、１２がえられる。
ト誤りｅが発生しても受信側では誤り制御（訂正）がほ
どこされ、１２がえられる。
？ 。
＋２＝ ＋１（１０）
であるからバースト誤りｅの影響を受けない正しいデー
タの送受信ができたことになる。
タの送受信ができたことになる。
最小距離が
ｄ＝２ｔ＋１ ｕυであ
るＧＦ （ｑｒｒｌ）の上で定義された誤り制御符号は
ｔ個のランダム誤り訂正あるいは、ｄ−１個のうノグム
誤り検出が可能である。伝送路上のＣＦ（ｑ）の上のシ
ンボルの長さｍ（ｔ−１）＋１以下のバースト誤りは、
ＧＦ （ｑ” ）の上のＬ個以下のシンボルにしか影響
を与えない。またＧＦ（ｑ）の上のシンボルの長さｍ（
ｄ−２）＋１以下のバースト誤りは、ＣＦ （ｑ” ）
の上のｄ−１個以下のシンボルにしか影響を与えない。
るＧＦ （ｑｒｒｌ）の上で定義された誤り制御符号は
ｔ個のランダム誤り訂正あるいは、ｄ−１個のうノグム
誤り検出が可能である。伝送路上のＣＦ（ｑ）の上のシ
ンボルの長さｍ（ｔ−１）＋１以下のバースト誤りは、
ＧＦ （ｑ” ）の上のＬ個以下のシンボルにしか影響
を与えない。またＧＦ（ｑ）の上のシンボルの長さｍ（
ｄ−２）＋１以下のバースト誤りは、ＣＦ （ｑ” ）
の上のｄ−１個以下のシンボルにしか影響を与えない。
したがって、伝送路上のデータの長さｍ（ｔ−１）−’
−，１以下のバースト誤りの訂正あるいは、長さｍ（ｄ
−２）＋ｉ以下のバースト誤りの検出ができることは、
明らかである。この性質は、転置暗号化部１３あるいは
、転置暗号復号化部１７にどのような鍵を用いても保存
される。
−，１以下のバースト誤りの訂正あるいは、長さｍ（ｄ
−２）＋ｉ以下のバースト誤りの検出ができることは、
明らかである。この性質は、転置暗号化部１３あるいは
、転置暗号復号化部１７にどのような鍵を用いても保存
される。
上記例では、長さ５ビツト以下のバースト誤りの訂正あ
るいは長さ１３ビ、ト以下のバースト誤りの検出が可能
でちる。
るいは長さ１３ビ、ト以下のバースト誤りの検出が可能
でちる。
第４図は本発明の第２の実施例を示すブロック図である
。第４図は第１図に示す転置暗号化部１３ （！： ｑ
ｍ−＋ ｑ 光変換部１４）間Ｋ ＧＦ（ｑｍ） ノ上
（７）／ンボ゛ル毎の暗号化部２１を、ｑ −＋ ｑ”
光変換部１６と転置暗号復号化部１７の間にＧＦ （ｑ
ｍ）の上の／ンホ゛ル毎の暗号復号化部２２を挿入した
ものである。以下第１の実施例の場合と同様にｑ−２゜
ｍ ＝ ２、ランダム誤り制御符号としては２４元２重
ランダム誤り訂正（１５、１１） Ｒｅｅｄ −Ｓｏｌ
ｏｍｏｎ符号を例にとって動作を説明する。
。第４図は第１図に示す転置暗号化部１３ （！： ｑ
ｍ−＋ ｑ 光変換部１４）間Ｋ ＧＦ（ｑｍ） ノ上
（７）／ンボ゛ル毎の暗号化部２１を、ｑ −＋ ｑ”
光変換部１６と転置暗号復号化部１７の間にＧＦ （ｑ
ｍ）の上の／ンホ゛ル毎の暗号復号化部２２を挿入した
ものである。以下第１の実施例の場合と同様にｑ−２゜
ｍ ＝ ２、ランダム誤り制御符号としては２４元２重
ランダム誤り訂正（１５、１１） Ｒｅｅｄ −Ｓｏｌ
ｏｍｏｎ符号を例にとって動作を説明する。
入力端子１０に入力された（１）式により示される２元
データは、ｑ −Ｊｐ ｑ”光変換部１１、誤り制御符
号化部１２を経て転置暗号化部１３から第２図に示すｖ
２として出力される。ｖ２はＧＦ（ｑ”）の上のシンボ
ル毎の暗号化部２１によってＧＦ（２’）の上の各シン
ボル毎に任意の換字変換がおこなわれる。
データは、ｑ −Ｊｐ ｑ”光変換部１１、誤り制御符
号化部１２を経て転置暗号化部１３から第２図に示すｖ
２として出力される。ｖ２はＧＦ（ｑ”）の上のシンボ
ル毎の暗号化部２１によってＧＦ（２’）の上の各シン
ボル毎に任意の換字変換がおこなわれる。
いま第５図に示す換字変換テーブルを用いると、ｖ４
＝ （１３，２，１５，７，１２，０，２，７，１３，
１３，３゜１．２，８．１４）
α２がｑ” −＋ ｑ光変換部１４に出力される。この
Ｖ／、は第１の実施例と同様の変換をｑ” −’ｐ ｑ
光変換部１４でうけ ｖＱ ＝ （１，１，０，１，０，０，１，０，１，１
，１，１，０，１゜１．１，１，１，０，０，０，０，
０，０，０，０，１，０゜０．１，１，１，１，１，０
，１，１，１，０，１，０，０゜１．１．０．Ｏ，０，
１、Ｏ，０，１，０，１、Ｏ，Ｏ，０゜１．１，１，０
） −α→が伝送路１５に
出力される。
＝ （１３，２，１５，７，１２，０，２，７，１３，
１３，３゜１．２，８．１４）
α２がｑ” −＋ ｑ光変換部１４に出力される。この
Ｖ／、は第１の実施例と同様の変換をｑ” −’ｐ ｑ
光変換部１４でうけ ｖＱ ＝ （１，１，０，１，０，０，１，０，１，１
，１，１，０，１゜１．１，１，１，０，０，０，０，
０，０，０，０，１，０゜０．１，１，１，１，１，０
，１，１，１，０，１，０，０゜１．１．０．Ｏ，０，
１、Ｏ，０，１，０，１、Ｏ，Ｏ，０゜１．１，１，０
） −α→が伝送路１５に
出力される。
伝送路１５で式（５）で表わされるｅなるバースト誤り
が加わると、 ｒ／ ＝＝ ｖス■ｅ −（１，１，０，１，０，０，１，０，１，１，１，１
，０，１゜１．１．．１，１．Ｏ，Ｏ，Ｏ，０，０，１
，０，１，０，１゜０．１，１，１，１，１，０，１，
１，１，０，１，０，０゜１．１，０，０，０，１，０
，０，１，０，１，０，０，０゜１．１．ｔ、ｏ）
（１４となる。上記ｒ／、ばｑ −
＋ ｑ”光変換部１６において第１の実施例と同様の変
換をうけ、 ｒニ＝ （１３，２，１５，７，１２，１，５，７，１
３，１３，３゜１．２，８．１４）
（１５となる。ｒ／、はＧＦ（２４）の上のシンボ
ル毎の暗号復号化部２２において第５図に示した換字表
の逆変換がおこなわれ 弓： （１１，２，５，０，１４，，６，１０，０，１
１，，１１，８゜６．２，４．９ ） が転置暗号復号化部１７に出力される。転置暗号復号化
部１７では転置暗号復号化が行なわれ、出力データは ｒＱ ＝ （０，８，１４，２，１０，２，１１，１１
，５，９，０，６゜４．６．１１）
αＧとなる。上記ｒ′４は式（３）により表わされ
る誤り制御符号化部１２の出力ｖ１とは下線部の２つの
シンボ゛ルで誤まっただけであるから通常の誤り訂正の
手法で誤り制御復号化部１８が訂正を行ない検査点であ
る後部４シンボルを除去して 弓＝（０，８，１４，２，２，２，１１，１１，５，９
，０＞ （ｌηかえられる。
が加わると、 ｒ／ ＝＝ ｖス■ｅ −（１，１，０，１，０，０，１，０，１，１，１，１
，０，１゜１．１．．１，１．Ｏ，Ｏ，Ｏ，０，０，１
，０，１，０，１゜０．１，１，１，１，１，０，１，
１，１，０，１，０，０゜１．１，０，０，０，１，０
，０，１，０，１，０，０，０゜１．１．ｔ、ｏ）
（１４となる。上記ｒ／、ばｑ −
＋ ｑ”光変換部１６において第１の実施例と同様の変
換をうけ、 ｒニ＝ （１３，２，１５，７，１２，１，５，７，１
３，１３，３゜１．２，８．１４）
（１５となる。ｒ／、はＧＦ（２４）の上のシンボ
ル毎の暗号復号化部２２において第５図に示した換字表
の逆変換がおこなわれ 弓： （１１，２，５，０，１４，，６，１０，０，１
１，，１１，８゜６．２，４．９ ） が転置暗号復号化部１７に出力される。転置暗号復号化
部１７では転置暗号復号化が行なわれ、出力データは ｒＱ ＝ （０，８，１４，２，１０，２，１１，１１
，５，９，０，６゜４．６．１１）
αＧとなる。上記ｒ′４は式（３）により表わされ
る誤り制御符号化部１２の出力ｖ１とは下線部の２つの
シンボ゛ルで誤まっただけであるから通常の誤り訂正の
手法で誤り制御復号化部１８が訂正を行ない検査点であ
る後部４シンボルを除去して 弓＝（０，８，１４，２，２，２，１１，１１，５，９
，０＞ （ｌηかえられる。
！ ＝！’
（１→であるから以後の動作は第１の実施例と同じ
となる。
（１→であるから以後の動作は第１の実施例と同じ
となる。
ＧＦ （ｑｍ）の上のシンボル毎の暗号化部２ノ。
ＣＦ（ｑ、、）の上のシンボル毎の暗４復号化部２２の
挿入によって伝送路１５上で加わった誤りが拡大するの
はＧＦ（ｑ”）の上の１個のシンボル内であるから誤り
制御はＧＦ （ｑｍ）の上のシンボル毎の暗号化部２１
、 ＧＦ（ｑ”）の上のシンボル毎の暗号復号化部２
２の挿入に全く影響をうけない。
挿入によって伝送路１５上で加わった誤りが拡大するの
はＧＦ（ｑ”）の上の１個のシンボル内であるから誤り
制御はＧＦ （ｑｍ）の上のシンボル毎の暗号化部２１
、 ＧＦ（ｑ”）の上のシンボル毎の暗号復号化部２
２の挿入に全く影響をうけない。
また転置暗号化部１３ 、 ＧＦ（ｑｍ）の上のシンボ
ル毎の暗号化部２ノの順序とＧＦ （ｑｍ）の上のシン
ボル毎の暗号復号化部２２、転置暗号復号化部１７の順
序を入れかえてもよいことは明らかである。
ル毎の暗号化部２ノの順序とＧＦ （ｑｍ）の上のシン
ボル毎の暗号復号化部２２、転置暗号復号化部１７の順
序を入れかえてもよいことは明らかである。
なお上記で用いたＧＦ （ｑｍ）の上のシンボルの表現
（１６進数）は説明のためであり、実際のデータの操作
はＧＦ（ｑ）のシンがルでおこなってよい。
（１６進数）は説明のためであり、実際のデータの操作
はＧＦ（ｑ）のシンがルでおこなってよい。
（発明の効果）
以上説明したように本発明によれば、ｍ個のｑ元情報を
１個のｑｍ元情報に変換し、変換したｑｍ元情報をＧＦ
（ｑ” ）の上で定義された誤り制御符号の符号語に
変換し、各ｑｍ元シンボルを転置暗号化し、各ｑｍ元シ
ンボルをｍ個の９元シンボルに変換して伝送路に送出す
るように構成したので、伝送路上で加わった誤りが暗号
復号により誤９制御符号の誤９制御能力をこえるような
誤りに拡大されることはない。すなわち本発明に係る内
側誤り制御方式によれば伝送路上で誤りが加わっても暗
号化と誤り制御符号化が有効に作用する。
１個のｑｍ元情報に変換し、変換したｑｍ元情報をＧＦ
（ｑ” ）の上で定義された誤り制御符号の符号語に
変換し、各ｑｍ元シンボルを転置暗号化し、各ｑｍ元シ
ンボルをｍ個の９元シンボルに変換して伝送路に送出す
るように構成したので、伝送路上で加わった誤りが暗号
復号により誤９制御符号の誤９制御能力をこえるような
誤りに拡大されることはない。すなわち本発明に係る内
側誤り制御方式によれば伝送路上で誤りが加わっても暗
号化と誤り制御符号化が有効に作用する。
本発明を利用すれば第６図及び第７図のような装置構成
が可能となる。
が可能となる。
第６図はデータ入力装置（ＤＴＥ ） ６１と中央処理
装置（ホスト・コンピュータ）６５が通信回線で接続さ
れているシステムに、物理層での１対の暗号化装置６２
．６４を挿入したものでちる。
装置（ホスト・コンピュータ）６５が通信回線で接続さ
れているシステムに、物理層での１対の暗号化装置６２
．６４を挿入したものでちる。
ＤＴＥあるいはホスト・コンビーータは通常通信１ｊ１
］御プロトコルにより誤り制御の機能をもっているり、
１６、ＤＴＥあるいは、ホスト・コンビーータＫ１１図
に示すｑ−＋ｑｍ元変元部換部１ノり制御符号化部１２
あるいは誤り制御復号化部１８． Ｑ”−＋ｑ元変換部
１９の機能をもたせ、暗号装置に転置暗号化部１３ ｒ
ｑ”−＋ｑ 光変換部１４ 、 ＧＦ（ｑｍ） （Ｄ
上（Ｄシンボル毎の暗号化部２１あるいはｑ −＋ ｑ
”光変換部１６、転置暗号復号化部１７ 、 ＧＦ（ｑ
”）の上のシンボル毎の暗号復号化部２２０機能をもた
せれば本方式を利用して暗号化と誤り制御の両機能を誤
り拡大の影響なく有効に動作させることができる。
］御プロトコルにより誤り制御の機能をもっているり、
１６、ＤＴＥあるいは、ホスト・コンビーータＫ１１図
に示すｑ−＋ｑｍ元変元部換部１ノり制御符号化部１２
あるいは誤り制御復号化部１８． Ｑ”−＋ｑ元変換部
１９の機能をもたせ、暗号装置に転置暗号化部１３ ｒ
ｑ”−＋ｑ 光変換部１４ 、 ＧＦ（ｑｍ） （Ｄ
上（Ｄシンボル毎の暗号化部２１あるいはｑ −＋ ｑ
”光変換部１６、転置暗号復号化部１７ 、 ＧＦ（ｑ
”）の上のシンボル毎の暗号復号化部２２０機能をもた
せれば本方式を利用して暗号化と誤り制御の両機能を誤
り拡大の影響なく有効に動作させることができる。
第７図は１つの誤り制御符号を用いたシステムを安全な
領域Ａと危険な領域Ｂに分離したものである。本発明を
用いれば危険な領域Ｂのみで暗号化しても、暗号復号に
よる誤９拡大が誤り制御に影響を与えることがない。安
全な領域Ａでは時間遅れの伴う無駄な暗号化を必要とし
ないとい′う特徴をもつ。
領域Ａと危険な領域Ｂに分離したものである。本発明を
用いれば危険な領域Ｂのみで暗号化しても、暗号復号に
よる誤９拡大が誤り制御に影響を与えることがない。安
全な領域Ａでは時間遅れの伴う無駄な暗号化を必要とし
ないとい′う特徴をもつ。
第１図は本発明の第１の実施例を示すブロック図、第２
図は転置暗号化の説明図、第３図は転置暗号復号化の説
明図、第４図は本発明の第２の実施例を示すブロック図
、第５図は暗号化の説明図、第６図、第７図は本発明の
効果を示す説明図である。 １０・・・入力端子、１ノ・・・ｑ−＋ｑｍ元変換部、
１２・・・誤り制御符号化部、１３・・・転置暗号化部
、１４・・・ｑｍ−＋ｑ元変換部、１５・・・伝送路、
１６・・・ｑ −＋ ｑ”光変換部、１７・・・転置暗
号復号化部、１８・・・誤り制御復号化部、１９・・・
ｑ” −） ｑ元変換部、２０・・・出力端子、２１・
・・ＧＦ（ｑ”）の上のシンボル毎の暗号化部、２２・
・・ＧＦ（ｑ”）の上のシン７Ｉ？ル毎の暗号り分化部
、６ノ・・・データ入力装置（ＤＴＥ ）、６２゜“６
４・・・暗号化装置、６５・・・中央処理装置（ホスト
コンビ・、−タ）、６３・・通信回線。 手続補正書（自発） 】 事件の表示 昭和５９年 特 許 願第２１７２８５号２ 発明の名
称 誤り制御暗号化方式 ３ 補正をする者 事件との関係 特 許 出 願 人任 所
（〒１０５） 東京都港区虎ノ門１丁目７番１２号名
称（０２９） 沖電気工業株式会社代表者
取締役社長橋本南海男４代理人 住 所（〒１０５） 東京都港区虎ノ門１丁目７１ｔ
１２号５補正の対象 明細書中「発明の詳細な説明」の
欄６補正の内容 １、 明細書第４頁第４行目に「ＣＦ（ｑｍ） Ｊとあ
るのを［ＧＦ（ｑ”） Ｊと補正する。 ２、 同書第１４頁第１７行目にｒ ＧＦ（ｑｎｌ）Ｊ
とあるのをｒ ＧＦ（ｑ”） ｊと補正する。
図は転置暗号化の説明図、第３図は転置暗号復号化の説
明図、第４図は本発明の第２の実施例を示すブロック図
、第５図は暗号化の説明図、第６図、第７図は本発明の
効果を示す説明図である。 １０・・・入力端子、１ノ・・・ｑ−＋ｑｍ元変換部、
１２・・・誤り制御符号化部、１３・・・転置暗号化部
、１４・・・ｑｍ−＋ｑ元変換部、１５・・・伝送路、
１６・・・ｑ −＋ ｑ”光変換部、１７・・・転置暗
号復号化部、１８・・・誤り制御復号化部、１９・・・
ｑ” −） ｑ元変換部、２０・・・出力端子、２１・
・・ＧＦ（ｑ”）の上のシンボル毎の暗号化部、２２・
・・ＧＦ（ｑ”）の上のシン７Ｉ？ル毎の暗号り分化部
、６ノ・・・データ入力装置（ＤＴＥ ）、６２゜“６
４・・・暗号化装置、６５・・・中央処理装置（ホスト
コンビ・、−タ）、６３・・通信回線。 手続補正書（自発） 】 事件の表示 昭和５９年 特 許 願第２１７２８５号２ 発明の名
称 誤り制御暗号化方式 ３ 補正をする者 事件との関係 特 許 出 願 人任 所
（〒１０５） 東京都港区虎ノ門１丁目７番１２号名
称（０２９） 沖電気工業株式会社代表者
取締役社長橋本南海男４代理人 住 所（〒１０５） 東京都港区虎ノ門１丁目７１ｔ
１２号５補正の対象 明細書中「発明の詳細な説明」の
欄６補正の内容 １、 明細書第４頁第４行目に「ＣＦ（ｑｍ） Ｊとあ
るのを［ＧＦ（ｑ”） Ｊと補正する。 ２、 同書第１４頁第１７行目にｒ ＧＦ（ｑｎｌ）Ｊ
とあるのをｒ ＧＦ（ｑ”） ｊと補正する。
Claims (2)
- （１）送信側にｍ個のｑ元情報を１個のｑ＾ｍ元情報に
変換するｑ→ｑ＾ｍ元変換部と、上記ｑ＾ｍ元情報をＧ
Ｆ（ｑ＾ｍ）の上で定義された誤り制御符号の符号語に
変換する誤り制御符号化部と、上記符号語の各ｑ＾ｍ元
シンボルを所定の鍵に従い転置暗号化する転置暗号化部
と、転置暗号化した各ｑ＾ｍ元シンボルをｍ個のｑ元シ
ンボルに変換するｑ＾ｍ→ｑ元変換部とを備え、受信側
にｍ個のｑ元シンボルを１個のｑ＾ｍ元シンボルに変換
するｑ→ｑ＾ｍ元変換部と、上記ｑ＾ｍ元シンボルを所
定の鍵に従い転置暗号復号する転置暗号復号化部と、転
置暗号復号した各ｑ＾ｍ元情報をｍ個のｑ元情報に変換
するｑ＾ｍ→ｑ元変換部とを備えたことを特徴とする誤
り制御暗号化方式。 - （２）前記転置暗号化部の入力側又は出力側にｑ＾ｍ元
シンボル毎に暗号化する手段を、前記転置暗号復号化部
の入力側又は出力側にｑ＾ｍ元シンボル毎に暗号復号す
る手段をそれぞれ付加したことを特徴とする特許請求の
範囲第（１）項記載の誤り制御暗号化方式。
Priority Applications (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP59217285A JPS6196847A (ja) | 1984-10-18 | 1984-10-18 | 誤り制御暗号化方式 |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| JP59217285A JPS6196847A (ja) | 1984-10-18 | 1984-10-18 | 誤り制御暗号化方式 |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPS6196847A true JPS6196847A (ja) | 1986-05-15 |
Family
ID=16701737
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP59217285A Pending JPS6196847A (ja) | 1984-10-18 | 1984-10-18 | 誤り制御暗号化方式 |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| JP (1) | JPS6196847A (ja) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2006186869A (ja) * | 2004-12-28 | 2006-07-13 | Tata Consultancy Services Ltd | ネットワーク通信システムにおいて、情報の暗号化送信のセキュリティを向上させるための方法 |
| JP2012502311A (ja) * | 2008-09-08 | 2012-01-26 | コンフィデイト セキュリティ ソリューションズ リミテッド | データを暗号化および処理するための装置、システム、方法および対応するソフトウエアコンポーネント |
-
1984
- 1984-10-18 JP JP59217285A patent/JPS6196847A/ja active Pending
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| JP2006186869A (ja) * | 2004-12-28 | 2006-07-13 | Tata Consultancy Services Ltd | ネットワーク通信システムにおいて、情報の暗号化送信のセキュリティを向上させるための方法 |
| JP2012502311A (ja) * | 2008-09-08 | 2012-01-26 | コンフィデイト セキュリティ ソリューションズ リミテッド | データを暗号化および処理するための装置、システム、方法および対応するソフトウエアコンポーネント |
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