JPS62244088A - 暗号装置 - 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】 産業上の利用分野 本発明は機密の情報を第３者に知られることなく安全に
通信したり記憶媒体に記憶したシすることを可能とする
暗号装置に関する。以下の説明では暗号装置のうちメツ
セージの暗号化を行うものを暗号部、暗号文を元のメツ
セージに復号化するものを復号部と称する。

従来の技術 近年、通信およびファイルの機密性を確保するために暗
号装置が広く用いられている。通信の場合を例にとって
説明すると、送信者と受信者は予め秘密の鍵Ｋを共通に
持っておき、通信者は暗号部によっであるメツセージを
暗号鍵にで暗号化した系列を通信路に送出し、受信者は
復号部によってこの暗号文を復号鍵にで復号して元のメ
ツセージを再現するというものである。

この暗号化および復号化アルゴリズムは公開されてはい
るが、秘密の鍵を知らない第３者が暗号文からメツセー
ジを再現するためには鍵の忍苦的な探索が必須であるよ
うに考案されているのが通常である。例えば「Ｄａ　ｔ
　ａ　Ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ　Ｓ　ｔａｎｄａｒｄ’　
。

Ｎａｔｉｏｎａｌ　Ｂｕｒｅａｕ　ｏｆ　５ｔａｎｄａ
ｒｄｓ、ＷａｓｈｉｖＱｔｏｎ。

ＤＣ，ＦＩＰＳ　　Ｐｕｂｌｉｃａｔｉｏｎ　４６（Ｊ
ａｕｎｕａｒｙ　１９７７）Ｊに示されている米国デー
タ暗号規約であるＤＥＳ暗号では入力メツセージと暗号
文はそれぞれ６４ピツトの２元系列であり、鍵は６６ビ
ツトの２元系列である。すなわち鍵の総数は２５６にも
のぼるため現在のところその安全性は高く評価されてい
る。

しかしながら、現在の計算機の発展は目覚ましく前述の
鍵総数であっても鍵が見破られる危険性がないとはいえ
ない。よシ安全な暗号装置を実現するための最も簡単な
方法はより長い鍵長さを持つ暗号器または復号器を設計
することである。しかしこのことは暗号器または復号器
が著しく複雑になるという欠点を持っている。また暗号
器または復号器としてすでにＬＳＩによって実現されて
いるものが利用できなくなるという欠点を有している。

そこで鍵の長さは従来と同じである暗号器または復号器
を複数用いて実質的な鍵の総数を増大させるという考案
がなされている。この種の暗号装置として先ず考案され
たのは暗号器を２重化したものである。すなわち入力情
報をまず第１の暗号器で鍵に１によって暗号化しその後
例第２の暗号器によって鍵に２によって暗号化するもの
である。こうすることによって鍵の実質的な長さを鍵に
１の長さくＫ２の長さ）の２倍となることを期待したも
のである。ところが大量の計算機メモリを用いた解読法
によればこの種の暗号装置の実質的な鍵の長さは元の鍵
の長さかられずかに増加するだけであることが示される
。この解読法をｍｅｅｔ　　ｉｎ　ｔｈｅ　ｍ１ｄｄｌ
ｅ　ａｔｔａｃｋといい、Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ
　ｏｆ　ＡＣＭ紙、２４巻第７号の「ｏｎ　ｔｈｅ　５
ｅｃｕｒｉｔｙ　ｏｆ　ｍｕｌｔｉｐｌｅ　ｅｎｃｒｙ
ｐｔｉｏｎＪ（マークル　アンド　ヘルマン著）に示さ
れてｒる。

そこで暗号器または復号器を３つ用いた暗号装置で鍵の
実質的な長さかもとの鍵の２倍になるような方法が考案
されている。第２図はＩＥＥＥＳｐｅｃｔｕｒｍ紙１６
巻７号「Ｈｅｌｌｍａｎ　ｐｒｅｓｅｎｔｓｎｏ　５ｈ
ｏｒｔｃｕｔ　　５ｏｌｕｔｉｏｎｓ　　ｔｏ　ｔｈｅ
　ＤＥＳＪ（タッチマン著）に示されているこの種の暗
号装置のブロック図である。同図（ａ）は暗号部を、Φ
）は復号部を示すものである。同図（ａ）で１は第１の
暗号器、２は第１の復号器、３は第２の暗号器で、第１
の暗号器１と第２の暗号器３は暗号鍵に１を、第１の復
号器２は復号鍵に２を持つものである。一方、同図中）
で４は復号鍵かに１である第２の復号器、５は暗号鍵か
に２である第３の暗号器、６は復号鍵かに１である第３
の復号器である。

この暗号部の入力のメツセージは第１の暗号器１におい
て第１の鍵に１によって暗号化され、ついで第１の復号
器２において第２の鍵に２によって復号され、次いで第
２の暗号器３において第１の鍵に１によって暗号化され
て通信路に送出される。一方、通信路から送出された暗
号文は復号部の第２の復号器４において第１の鍵によっ
て復号され、その結果は第３の暗号器５において第２の
鍵によって暗号化され、その結果は第３の復号器６にお
いて第１の鍵に１によって復号されて元のメツセージが
復号されるのである。

この構成によれば秘密の鍵に１とに２を知らない解読者
が暗号部出力の暗号文から入力メツセージを再現するた
めには、鍵に１とに２の取シ得る数をそれぞれＭとした
ときに、Ｍ２回の鍵の忍苦的探索が必要となる。前記の
ＤＥＳ暗号の場合にはＭは２５６であるのでＭ２は２１
１２となる。すなわち、鍵の長さが実質的に２倍になる
ので、安全性は飛躍的に増大するのである。

発明が解決しようとする問題点 ゛　しかしながら、上記のような構成では実質的な鍵の
長さを２倍にするために暗号部において２つの暗号器と
１つの復号器を用い・ている。従って暗号器と復号器を
ＬＳＩによって実現する場合を想定してもその装置化が
大規模なものとならざるを得す、経済的に高価となる欠
点を有するものであった。本発明はかかる点に鑑み、簡
単な構成によって実質的な鍵の長さを２倍にするような
暗号装置を提供することを目的とする。

問題点を解決するための手段 本発明の暗号装置は、暗号部と復号部とからなシ、暗号
部は、Ｎ個の入力情報系列を受け取シ、それぞれの入力
情報系列に対して、第１番目の入力情報系列Ｓ、につい
てはｉとは異なる第１番目の鍵と上記系列Ｓｉとの第１
の可逆的論理演算を行なう第１の演算器、この結果を第
１番目の鍵によって暗号化する第１番目の暗号器、上記
第１番目の暗号器の出力と前記ｉとは異なる第に番目の
鍵との第２の可逆的論理演算を行ないその結果を第１番
目の暗号文系列として出力する第２の演算器を備えたも
のあり、復号部は、Ｎ個の暗号文系列を受け取シ、それ
ぞれの暗号文系列に対して、第１番目の暗号文系列Ｃｉ
については、前記第に番目の鍵と前記暗号文系列Ｃｉと
の前記第２の可逆的論理演算の逆演算を行なう第２の逆
演算器、この結果を第１番目の鍵によって復号する第１
番目の復号器、上記第１番目の復号器の出力と前記ｊ番
目の鍵との前記第１の可逆的論理演算の逆演算を行ない
その結果を第１番目の復号文系列とする第１の逆演算器
を備えたものである。

作　　用 本発明は暗号部においてＮ個の入力情報系列の各々を暗
号化する暗号器の入力端および出力端にその暗号鍵以外
の暗号鍵が論理的演算される。復号部においてＮ個の暗
号文系列を復号化する各々の復号器の入力端および出力
端にその復号鍵以外の復号鍵が前記論理的演算の逆演算
がなされる。

正しい復号鍵を知っている正当な受信者は前記論理演算
の可逆性のために容易に復号が可能であム一方、復号鍵
を知らない解読者が鍵の恩情的探索を行なうためには少
なくとも２つの鍵の全ての組合せを調べる必要があるた
めに恩情的探索の回数は６鍵の恩情的探索回数の少なく
とも２乗のオーダーになる。すなわち実質的な鍵の長さ
が元の長さの少なくとも２倍になるのである。

実施例 第１図は本発明の一実施例における暗号装置のブロック
図を示すものである。本実施例においては系列数Ｎを２
としている。また各系列および鍵は２元系列であるとす
る。さらに可逆的な論理演算としては２元系列のビット
毎の排他的論理和を用いている。第１図において（ａ）
は暗号部を、（ｂ）は復号部を示すものである。同図（
ａ）において１ｏは２ｎビツトの入力情報をｎビットず
つの２つの系列ｘ１とｘ２とに分配するデータ分配器、
１１は暗号鍵に１を持つ第１の暗号器、１２は暗号鍵に
２を持つ第２の暗号器、１３〜１６はｎビットの系列の
各要素毎の排他的論理和を演算する排他的論理和演算器
、１７は２つのｎビットの系列を１つの２ｎビツトの系
列に集合させるデータ集合器である。一方、同図Φ）に
おいて１８は２ｎビツトの入力情報をｎビットずつの２
つの系列Ｙ１′とＹ２’とに分配するデータ分配器、１
９は復号鍵に１’を□持つ第１の復号器、２０は復号鍵
に２’を持つ第２の復号器、２１〜２４はｎビットの系
列の各要素毎の排他的論理和を演算する排他的論理和演
算器、２５は２つのｎビットの系列を１つの２ｎビツト
の系列に集合させるデータ集合器である。

以上の構成により本実施例によれば、暗号部において２
ｎビツトの入力情報はデータ分配器１゜によって２つの
ｎビットの系列ｘ１とｘ２とに分配される。そして排他
的論理和演算器１３においてｘｌとに２との排他的論理
和がとられ、これが第１の暗号器で暗号鍵に１によって
暗号化される。

そして排他的論理和演算器１４においてこの結果とに２
との排他的論理和が計算されてＹｌとなる。

一方、排他的論理和演算器１５においてｘ２とに１との
排他的論理和がとられ、これが第２の暗号器で暗号鍵に
２によって暗号化される。そして排他的論理和演算器１
６においてこの結果とに１との排他的論理和が計算され
てＹ２となる。そしてデータ集合器１７はＹｌとＹ２か
ら長さ２ｎの出力系列２を作成し、これを通信路に送出
するのである。一方、復号部においては２ｎビツトの入
力情報（暗号文）はデータ分配器１８によって２つのｎ
ピットの系列Ｙ１′とＹ２’とに分配される。そして排
他的論理和演算器２１においてＹｌｌとに２との排他的
論理和がとられ、これが第１の復号器で復号鍵に１′に
よって復号化される。そして排他的論理和演算器２２に
おいてこの結果とに２との排他的論理和が計算されてｘ
１′となる。一方、排他的論理和演算器２３においてＹ
２’とに１との排他的論理和がとられ、これが第２の復
号器で復号鍵に２’によって復号化される。そして排他
的論理和演算器２４においてこの結果とに１との排他的
論理和が計算されてＸ２’となる。そしてデータ集合器
２６はｘ１′とＸ２’とから長さ２ｎの出力系列Ｘ′を
作成するのである。ここで復号器の鍵に１′と島′が暗
号部の鍵に１とに２にそれぞれ等しければ出力系列Ｘ′
は暗号部の入力情報Ｘと完全に一致し、それ以外の場合
にはＸ′はＸとは完全に異なるものとなるので通信の機
密が確保される。

次に本実施例の暗号装置の安全性について説明する。鍵
に１とに２を持たない者（以下、解読者という）が入力
情報Ｘと本実施例の暗号装置で暗号化された暗号文Ｚと
の何細組かの対を入手したものとし、これらから鍵に１
とに２を推定するのに必要な演算回数を算出する。ここ
でデータ分配器１ｏとデータ集合器１７の構造は解読者
は知っているものと仮定すると、上記演算回数は細組か
の（ｘｌ、Ｙｌ）および（Ｋ２．Ｙ２）の組からに１お
よびに２を推定するのに要する演算回数と等しくなる。

ここで演算回数としては暗号化または復号化の回数を考
えるものとする。

解読者は次の２つの方法で解読を試みることが可能であ
る。すなわち、第１の方法は暗号部を繰り返し用いるこ
とによシ解読を試みる方法である。

つまシ、解読者は鍵に２をある値と仮定し、ある入力ｘ
１との排他的論理和を取シ、さらに第１の暗号器１１の
鍵に１をある値と仮定して暗号化を行ない、さらに前述
の仮定の鍵に２との排他的論理和を取ったものとＹｌを
比較する方法である。

第２の方法は復号部を繰り返し用いることによシ解読を
試みる方法である。つまシ、解読者はおる暗号文Ｙ１に
対して鍵に２’をある値と仮定し、暗号文Ｙ１との排他
的論理和を取シ、さらに第１の復号器１１の鍵に１′を
ある値と仮定して復号化を行ない、さらに前述の仮定の
鍵に２’との排他的論理和を取ったものとＹｌを比較す
る方法である。

上記のいずれの方法においても解読者は２つの鍵の対（
Ｋ１．に２）について仮定を立てて暗号または復号を行
なう必要がある。すなわち、Ｍを６鍵の総数としたとき
演算回数はＭ　のオーダーとなる。従って実質的な鍵の
長さは元の長さの２倍となる。

なお、本実施例では分配系列数Ｎは２として説明したが
Ｎをこれよシ大きな数とすれば解読に要する演算回数は
さらに増加する。また本実施例では可逆的な論理演算を
２元系列の排他的論理和としたが、これに限定されるも
のではなく、例えば、各系列および鍵をＧ　Ｆ（２”）
の要素と考え、可逆的な論理演算としてはＧＦ（２”）
の２つの非零要素同士の乗算を、その逆演算としては非
零要素同士の除算を考えることも可能である。

発明の効果 以上に述べたように本発明の暗号装置は入力情報をＮ個
の系列に分割し、各系列に対して少なくとも２つの鍵が
暗号器入力の撹乱、暗号器の鍵、および暗号器出力の撹
乱のために用いられるように構成したため、従来と同じ
長さの鍵を持つ暗号器を用いながら実質的な鍵の長さを
２倍にすることができ、その実用的価値は大きい。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の一実施例の暗号装置のブロック図、第
２図は従来の暗号装置の一例を示すブロック図である。 １０．１８・・・・・・データ分配器、１７　、２５・
・・・・・データ集合器、１１・・・・・・第１の暗号
器、１２・・・・・・第２の暗号器、１９・・・・・・
第１の復号器、２０・・・・・・第２の復号器。 代理人の氏名　弁理士　中　尾　敏　男　ほか１名第１
図 （ｃＩ−） （ｂ） 第２図 （久） （ｂ）

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 暗号部と復号部とからなり、暗号部は、Ｎ個の入力情報
   系列を受け取り、それぞれの入力情報系列に対して、第
   ｉ番目の入力情報系列Ｓ＿ｉについてはｉとは異なる第
   １番目の鍵と上記系列Ｓ＿ｉとの第１の可逆的論理演算
   を行なう第１の演算器、この結果を第ｉ番目の鍵によっ
   て暗号化する第ｉ番目の暗号器、上記第ｉ番目の暗号器
   の出力と前記ｉとは異なる第ｋ番目の鍵との第２の可逆
   的論理演算を行ないその結果を第ｉ番目の暗号文系列と
   して出力する第２の演算器を備えたものであり、復号部
   は、Ｎ個の暗号文系列を受け取り、それぞれの暗号文系
   列に対して、第ｉ番目の暗号文系列Ｃ＿ｉについては、
   前記第ｋ番目の鍵と前記暗号文系列Ｃ＿ｉとの前記第２
   の可逆的論理演算の逆演算を行なう第２の逆演算器、こ
   の結果を第ｉ番目の鍵によって復号する第ｉ番目の復号
   器、上記第ｉ番目の復号器の出力と前記ｊ番目の鍵との
   前記第１の可逆的論理演算の逆演算の逆演算を行ないそ
   の結果を第ｉ番目の復号文系列とする第１の逆演算器を
   備えたものであることを特徴とする暗号装置。