JPS62281537A

JPS62281537A - Data protection system

Info

Publication number: JPS62281537A
Application number: JP61123315A
Authority: JP
Inventors: Takayoshi Shiraishi; 白石　高義; Kazuo Takaragi; 和夫宝木
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1986-05-30
Filing date: 1986-05-30
Publication date: 1987-12-07

Abstract

PURPOSE:To simplify the use of a pass code by using a product algorithm ciphering system converting a plain sentence into a key by an irreversible function, a product ciphering circuit and a decoding circuit. CONSTITUTION:The sending sentence M is reparated into two in the ciphering and inputted to block input sections 11, 12 as sentences M1, M2. The block M2 is inputted to a nonlinear function generating section 13 together with a key k1 to form F(M2, k1). The F(M2, k1) is used as a key and the block M1 is subjected to product ciphering processing by a product ciphering processing section 15. Then a C2 and the key k2 in an intermediate buffer are inputted to the section 13 to form F(C2, k2). Then the F-G conversion is applied and the M2 is subjected to produce ciphering processing by using G(C2, k2) as a key. The result is outputted to a C1 block output section 18 and a C2 block output section 19. Since the sent sentence is used as it is as a key, the key management in the ciphering system is facilitated.

Description

【発明の詳細な説明】３、発明の詳細な説明〔産業上の利用分野〕本発明は、伝送データ、ファイルデータ等、データの破
損、改憲等の防止に係り、特に銀行システム、ＶＡＮ等
で重要課題となっている暗号技術に関する。[Detailed Description of the Invention] 3. Detailed Description of the Invention [Field of Industrial Application] The present invention relates to the prevention of data corruption, constitutional amendment, etc. of transmission data, file data, etc., and is particularly applicable to banking systems, VANs, etc. Concerning cryptographic technology, which has become an important issue.

[Conventional technology]

従来の暗号方式は、擬似乱数を和算する方式（米国特許
３，５３５，６４２号、３，６８１，７０８号、３，６
９１，４７２号、３，８１６，７６４号、３，８３８，
２５９号、　３，９１１，２１６号）と米国商務省によ
る米国標準暗号方式（米国特許３．７９６，８３０号）
等が挙げられる。Conventional encryption methods include a method of summing pseudorandom numbers (U.S. Pat. Nos. 3,535,642, 3,681,708, 3,6
No. 91,472, No. 3,816,764, No. 3,838,
259, 3,911,216) and the U.S. Standard Encryption System by the U.S. Department of Commerce (U.S. Patent No. 3,796,830).
etc.

[Problem that the invention seeks to solve]

これらは、端末＝端末を同一の鍵で使用する前提で作ら
れている。このため、複雑な通信網での使用には、解説
される危険がある。これを改良したものが日本特許願出
特願昭５９−２７２９０９である。These are created on the premise that terminals are used with the same key. Therefore, there is a risk of being exposed when used in complex communication networks. An improved version of this is Japanese Patent Application No. 59-272909.

この方式で、暗号強度を低下させないで暗号処理を行う
には、電文毎に鍵を変えたｎｒｔ号処理が望ましい。従
って、上記方式は鍵変更が煩雑である。In order to perform cryptographic processing without reducing the cryptographic strength using this method, it is desirable to perform NRT cryptographic processing in which the key is changed for each message. Therefore, in the above method, changing the key is complicated.

本発明の目的は、ブロック暗号方式において、暗号化鍵
の使用を簡便にする自動鍵暗号方式を提供することにあ
る。An object of the present invention is to provide an automatic key cryptosystem that facilitates the use of encryption keys in a block cryptosystem.

[Means for solving problems]

上記目的を達成するために、本発明は、非可逆機能を組
合せて構成したもので、複雑の非−（ＴＩ逆種機能積暗
号回路と復号回路により平文を鍵に変換する積アルゴリ
ズム暗号方式である。In order to achieve the above object, the present invention is configured by combining irreversible functions, and is a product algorithm cryptosystem that converts plaintext into a key using a complex non-(TI inverse kind function product cryptographic circuit and a decryption circuit). be.

[Embodiments of the invention]

以下、本発明の一実施例を説明する。 An embodiment of the present invention will be described below.

積暗号アルゴリズムは、平文Ｍ、暗文Ｃ，鍵にとしたと
き（、＝ＭＸｋ　　（ｍａｄ　　Ｓ）　　　　　　　　　
　　　（１）である。ここにＳは素数又は多項式である
。The product encryption algorithm is given as plaintext M, cryptogram C, and key (, = MXk (mad S)
(1). Here, S is a prime number or a polynomial.

第１図を例に説明する。This will be explained using FIG. 1 as an example.

本発明における基本的暗号化アルゴリズムは、Ｃ２＝Ｍ
ＩＸＦ（Ｍｚ、ｋｚ）（ｍｏｄｓ）　　　（２）Ｃ１＝
Ｍ！十Ｆ（Ｍｚ、　ｋｚ）　（ｍａｄ　Ｓ）　　　（３
）復号化アルゴリズムは、Ｎ２：ＣＩＸ　Ｆ　（（、ｚ、　ｋｚ）　　（ｍａｄ　
Ｓ）＝Ｍ２÷Ｆ　（Ｃ２，ｋｚ）　ＸＦ　（Ｃ２，ｋｚ
）＝Ｍｘ　　　　　　　　（ｍｏｄ　Ｓ）　　　（４）
Ｎ１＝Ｃ２÷Ｆ　（Ｎｚ、　ｋｉ）　　（ｍｏｄ　Ｓ）
＝ＭｘＸＦ　（Ｍｚ、ｋｔ）÷Ｆ（Ｎ２．に工）＝Ｍｓ
　　　　　　　　（ｍａｄ　Ｓ）　　　（５）ここで、Ｆ（ａ、ｂ）ＸＧ（ａ、ｂ）＝＝１（ｍｏｓ　　ｓ）　
　　（６）なるＧ　（ａ、ｂ）を導入すると、暗号化ア
ルゴリズム（２）、（３）はＣｚ＝ＭｔＸＦ　（Ｍｚ、ｋｔ）（ｍｏｄ　Ｓ）　　（
７）Ｃ１＝Ｍ２ＸＧ　（Ｃ２，ｋｚ）（ｍｏｄ　Ｓ）　
　（８）復号（４）、（５）はＮｌ＝Ｃ２ＸＧ　　（Ｃ２，ｋｚ）　　（ｍｏｄ　　Ｓ
）　　（９）Ｎｌ＝Ｃ２ＸＧ　　（Ｎ２．ｋｔ）　　（
ＩＩｌｏｄ　　５）（１０）となる。The basic encryption algorithm in this invention is C2=M
IXF (Mz, kz) (mods) (2) C1=
M! 10F (Mz, kz) (mad S) (3
) decoding algorithm is N2: CIX F ((, z, kz) (mad
S)=M2÷F (C2, kz) XF (C2, kz
)=Mx (mod S) (4)
N1=C2÷F (Nz, ki) (mod S)
= MxXF (Mz, kt) ÷ F (N2. work) = Ms
(mad S) (5) Here, F(a, b)XG(a, b)==1(mos s)
(6) When introducing G (a, b), the encryption algorithms (2) and (3) become Cz=MtXF (Mz, kt) (mod S) (
7) C1=M2XG (C2, kz) (mod S)
(8) Decoding (4) and (5) is Nl=C2XG (C2, kz) (mod S
) (9) Nl=C2XG (N2.kt) (
IIlod 5) (10).

ここで、５ビット信号を処理するどきＧＦ（２１″）の
生成多項式ＳにＳ＝Ｘδ＋ｘ′Ｌ＋、１を選んでいて、Ｆ　（ａ、ｂ）がＦ　（ａ、ｂ）＝ｘ’＋ｘ＋１となったとすれば５−ｘｘ＋Ｆ　（ａ、ｂ）　　・Ｇ　（ａ、ｂ）＝１の
関係より：ｘ１＝Ｇ　（ａ、ｂ）とおいて。Here, when processing a 5-bit signal, S = Xδ + x'L +, 1 is selected as the generating polynomial S of GF (21''), and F (a, b) becomes F (a, b) = x' + x + 1. Then, from the relationship 5-xx+F (a, b) ・G (a, b) = 1, set: x1 = G (a, b).

（ｘ６＋ｘ”＋１）ＸＺ＋（Ｘ’＋ｘ＋ｌ）Ｘ＋＝１（
Ｘ４十Ｘ＋１）（ＸＸ２＋Ｘ１）＋（Ｘ＋　Ｌ）Ｘ２＝
＝　Ｌ（ｘ　＋　１　）（（ｘ’＋　ｘ”＋　ｘ）Ｘａ
＋　Ｘ２）＋　Ｘｓ＝　、１にて、Ｘ　ｓ＝　ｘ　Ｘ　２＋　ＸＩ　＝　１（ｘ　＋　１）
（（Ｘ”＋　ｘ”＋　ｘ）ＸａＸｚ）＝　０Ｘｚ＝ｘδ
＋ｘｚ＋ｘＸ　Ｌ　＝　Ｇ　（ａ　、　　ｂ　）　　＝　ｘ番十ｘ
８＋　ｘ２＋　１Ｇ（ａ、ｂ）＝ｘ’＋ｘ”＋ｘ”＋１が、求まる。(x6+x”+1)XZ+(X'+x+l)X+=1(
X40X+1) (XX2+X1)+(X+L)X2=
= L(x + 1) ((x'+ x"+ x)Xa
+ X2) + Xs= , at 1, X s= x
((X”+ x”+ x)XaXz)= 0Xz=xδ
+xz+x X L = G (a, b) = x number ten x
8+ x2+ 1G(a, b)=x'+x''+x''+1 is found.

さらに、長ビット（ｎ）ブロックを処理しようとすれば
、高次ＧＦ（２′″）による処理が必要となるが、これ
には、サブブロックに分割して処理すれば良い。Furthermore, if a long bit (n) block is to be processed, processing using a higher-order GF (2''') is required, but this can be done by dividing the block into sub-blocks.

なお、非線形（非可逆）関数Ｆ　（ａ、ｂ）は。Note that the nonlinear (irreversible) function F (a, b) is.

Ｆ　（ａ、ｂ）＝Ｃの逆関数Ｆ−１（α）＝ａ′、ｂ′、・・・の解が唯一
に定まらないものであればよい。It suffices if the solution to the inverse function F-1(α)=a', b', . . . of F (a, b)=C is not uniquely determined.

、Ｆ記に従って、暗号、復号の一例を示す。電文を符号
化してＭ　”　Ｍ　１　＋　Ｍ　ｘとし、Ｍ＋＝ｘ’＋
ｘ＋　１　、Ｍｚ＝ｘ’＋１１！ｋｔ、ｋｚをに１＝ｘ’＋ｘ２．ｋｚ＝ｘ’＋ｘＯＦ（２’）を生成する多項式ＳをＳ　＝ｘ’十ｘ”＋　１非線形関数Ｆ　（ａ、ｂ）をＦ　（ａ　、　ｂ）　＝　［（ａ　ｂ（ｍｉｄ　ｘ’）
）／　ｘ”］二二に、［ｙ　／　ｚ　］は、ｙ／ｚの商
を示し、剰余は切り捨てる単純なものとする。, an example of encryption and decryption is shown below. Encode the message as M '' M 1 + M x, M+=x'+
x+ 1, Mz=x'+11! kt, kz to 1=x'+x2. kz=x'+x OF(2') The polynomial S that generates S =x'10x"+1 The nonlinear function F (a, b)
)/x'']22, [y/z] indicates the quotient of y/z, and the remainder is simply rounded down.

暗号化は、まず。First of all, encryption.

Ｆ（Ｍｚ、ｋｚ）＝［（ｘ’＋１）（ｘ’＋ｘ２）（ｍ
ａｄ　ｘ　’）／　ｘ　２］＝Ｘ番十ｘ２＋１Ｃｚ＝（ｘδ＋ｘ＋　１）（ｘ’＋ｘ２＋１）（ｍａｄ
　５）＝ｘ＋１Ｆ（Ｃ２，Ｌｃｚ）＝［（ｘ＋１）（ｘ”＋ｘ）（ｎｏ
ｄ　ｘ　’）／　ｘ　２］＝ｘ２＋ｘ＋１ユークリッドに定理により、Ｇ（Ｃｚ、Ｋｚ）＝ｘ３＋ｘｚＣｔ＝（ｘ’＋１）（ｘ３＋ｘ２）（ｍｏｄ　５）＝ｘ
’＋ｘ同様に、復号化は、Ｆ（Ｃｚ、ｋｚ）：＝ｘ２＋ｘ＋１Ｎｚ＝（ｘ’＋ｘ）（ｘ”＋ｘ＋　１）（ｍａｄ　５）
＝Ｘ番＋にＭ２Ｆ（Ｎ２１　　ｋｔ）＝　ｘ’＋　ｘ”＋１Ｇ（Ｎｚ、
ｋｌ）＝ｘ’＋ｘ８＋ｘＮｔ＝（ｘ＋　１）（ｘ’＋　ｘ３＋　ｘ）（ｍｏｄ　
　Ｓ）＝　ｘ　’　＋　ｘ　＋　Ｌ　＝　Ｍ　ｔで復号
できた。F(Mz,kz)=[(x'+1)(x'+x2)(m
ad x ') / x 2] = X number ten x2+1 Cz = (xδ+x+ 1) (x'+x2+1) (mad
5)=x+1 F(C2,Lcz)=[(x+1)(x”+x)(no
d x ') / x 2] = x2 + x + 1 According to Euclid's theorem, G (Cz, Kz) = x3 + xz Ct = (x' + 1) (x3 + x2) (mod 5) = x
'+x Similarly, the decoding is F(Cz, kz):=x2+x+1 Nz=(x'+x)(x''+x+ 1)(mad 5)
= M2 F (N21 kt) = x'+ x''+1G (Nz,
kl)=x'+x8+x Nt=(x+1)(x'+x3+x)(mod
S) = x' + x + L = M t.

以下、第１図、第２図により本発明の詳細な説明する。The present invention will be explained in detail below with reference to FIGS. 1 and 2.

暗号化は、第１図において、伝送文Ｍを２つに分けて、
ブロック入力部１１．１２にＭ　ｔ　。In Figure 1, the encryption is performed by dividing the transmission message M into two parts,
M t in block input 11.12.

Ｎ２として入力する。ブロックＭ２は非線形関数作成部
１３にＩ！Ｉ！ｋ　ｔ　と共に入力し、　Ｆ（Ｎ２．１
（１）を作る。このＦ　（Ｍｘ、　ｋｚ）を鍵に、ブロ
ックＭ１を積暗号処理部１５で積暗号処理を行う、結果
Ｃ２とブロックＭ２は、中間バッファ１６に一時いれて
おく。Input as N2. Block M2 sends I! to the nonlinear function creation unit 13. I! F(N2.1
Make (1). Using this F (Mx, kz) as a key, the product encryption processing unit 15 performs product encryption processing on the block M1, and the result C2 and block M2 are temporarily stored in the intermediate buffer 16.

次に中間バッファ内のＣ２と１１！ｋ　ｚを共に非線形
関数作成部１３に入力し、Ｆ　（Ｃ２，ｋｚ）を作る。Next, C2 and 11 in the intermediate buffer! Both k and z are input to the nonlinear function creation unit 13 to create F (C2, kz).

１７では、まず、Ｆ−＋Ｇ変換を行い、続いてＧ（Ｃｚ
、　ｋｚ）を鍵にしてＭｚの積暗号処理を行う。17, first perform F−+G conversion, then G(Cz
, kz) is used as a key to perform Mz product encryption processing.

結果は、Ｃｌブロック出力部１８とＣ２ブロック出力部
１９に、出力される。The results are output to the Cl block output section 18 and the C2 block output section 19.

同様に、復号は、第２図で示され、暗号文Ｃを２つに分
けて、ブロック入力部２１．２２にＣＬ。Similarly, decryption is shown in FIG. 2, where the ciphertext C is divided into two parts and the CL is sent to the block inputs 21 and 22.

Ｃ２として入力する。ブロックＣ２は非線形関数作成部
２３にｔａ　ｋ　２と共に入力し−Ｆ　（Ｃ２１１ｃｚ
）を作る。このＦＣＣｘ、ｋｚ）を鍵に、ブロックｃ１
を積暗号処理部１５で積復号処理を行う。結果Ｎ２とブ
ロックＣ２は、中間バッファ２６に一時いれておく。Enter as C2. Block C2 is input to the nonlinear function creation unit 23 together with ta k 2, and −F (C211cz
)make. Using this FCCx, kz) as a key, block c1
The product encryption processing unit 15 performs product decryption processing. The result N2 and block C2 are temporarily stored in the intermediate buffer 26.

次に、中間バッファ内のＮ２と鍵に１を共に非線形関数
作成部２３に入力し、　Ｆ’　（Ｎ２１１ｃｔ）を作る
。Next, N2 in the intermediate buffer and 1 as the key are both input to the nonlinear function creation unit 23 to create F' (N211ct).

１７では、まずＦ→Ｇ変換を行い、続いてＧ（Ｎ２．　
ｋｔ）を鍵にしてＣ２の積復号処理を行う。17, first performs F→G conversion, then converts G(N2.
Kt) is used as a key to perform product decryption processing of C2.

結果は、Ｍ１ブロック出力部２８とＮ２ブロック出力部
２９に、復号されて出力する。The results are decoded and output to the M1 block output section 28 and the N2 block output section 29.

〔発明の効果〕本発明によれば、暗号化および、復号化において、伝送
文をそのまま鍵にする効果があり、このために、暗号シ
ステムにおけるＭＷ理を容易にする効果がある。[Effects of the Invention] According to the present invention, there is an effect that a transmitted text is used as a key in encryption and decryption, and therefore, there is an effect that MW management in a cryptographic system is facilitated.

本実施例の復号機構構成図。FIG. 3 is a configuration diagram of a decoding mechanism according to the present embodiment.

１１・・・Ｍ１ブロック入力部、１２・・−Ｎ２ブロッ
ク入力部、１３・・・非線形関数Ｆ　（ａ、ｂ）作成部
、１４・・・鍵、１５・・・積暗号処理部、１６・・中
間バッファ部、１７・・・Ｆ−＋Ｇ変換と積暗号処理部
、］８・・Ｃ１ブロック出力部、］９・・・Ｃ２ブロッ
ク出力部、２１・・・Ｃニブロック入力部、２２・・・
Ｃ２ブロック入力部、２３・・・非線形関数Ｆ　（ａ、
ｂ）作成部、２４・・鍵、２５・・・積暗号処理部、２
６・・中間バッファ部、２７・・・ＦＩＧ変換と積暗号
処理部、２８・Ｍｌブロック出力部、２９・・・ＭＺブ
ロック代理人　弁理士　小ノ１１勝男（ ′＠　ｌ　口暗号イし慕　２　口麦−！ＩＡしDESCRIPTION OF SYMBOLS 11... M1 block input part, 12... -N2 block input part, 13... Nonlinear function F (a, b) creation part, 14... Key, 15... Product encryption processing part, 16... - Intermediate buffer unit, 17...F-+G conversion and product encryption processing unit, ]8... C1 block output unit, ]9... C2 block output unit, 21... C ni block input unit, 22...・・・
C2 block input part, 23... nonlinear function F (a,
b) Creation unit, 24...key, 25...product encryption processing unit, 2
6...Intermediate buffer section, 27...FIG conversion and product cipher processing section, 28.Ml block output section, 29...MZ block agent Patent attorney Katsuo Ono 11 ('@l Oral code Ishibo 2 Mugi-!IAshi

Claims

[Claims]

1. A data protection method characterized by performing cryptographic processing using an irreversible function and a product algorithm when converting plaintext into an encryption key in a fixed processing unit encryption method (block encryption method).