JPS6350223A - 認証子生成装置 - 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、通信文の内容の改ざんの有無を確認するメツ
セージ認証方式の認証子生成装置に関するものである。

従来の技術 メツセージ認証は、通信文の内容が第三者や送信者によ
って意図的に改ざんされていないことを保証するもので
ある。

メツセージ認証の一般的方法を第４図を用いて説明する
。まず、同図の送信側において、認証の対象となるメツ
セージ部分Ｍに対して、認証子作成部でメツセージ認証
コードＳを作成し、平文Ｍと共に伝送する。次に、受信
側は、受信した平文に対して同じ手順でメツセージ認証
コードＳ′を作成し、先のＳと比較する。その比較結果
が同一であれば、伝送の途中で故意又は事故による何ら
の変更も受けていないことが認められる。

第６図は、従来の認証子生成装置における認証子生成の
流れ図を示すものである。（小山謙二。

「認証とディジタル署名」、情報処理学会誌。

Ｖｏｌ−２４，Ａ７．　　ＰＰ、８５３　８６１．１９
８３．７）同図において、Ｅは暗号化関数を示しており
、■はＥ−ＯＲを示している。同図をもとに、従来の認
証子生成手順を説明する。

まず、メツセージＭ″ＩＩ：ｎ個のブロックに分割する
。

Ｍ＝＝Ｍ　、　Ｍ　２．、、、、、Ｍｎ次に、送信者は
受信者と前もって共有している検証用の暗号鍵にで以下
の暗号文の系列Ｃ１（１このようにして得られたＯｎを
認証子Ｓとして使用する。

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単位ブロック毎に
暗号化処理が行なわれる為、ブロック数と同じ回数の暗
号化処理が必要であり、ブロック数が多い場合や暗号化
器の処理速度が遅い場合には、認証子Ｓの生成に時間が
かかるという問題点を有していた。

本発明はかかる点に鑑み、複数ブロック毎に縮小処理と
暗号化処理を行なうことによって認証子の生成を高速に
行なう認証子生成装置を提供することを目的とする。

問題点を解決する為の手段 本発明は、複数ブロック単位にメソセージを格納するデ
ータバッファと、前記データバッファの内容を各ブロッ
ク毎に並列に読出して１つ前のマスク処理結果の論理反
転値と論理積演算を行なう複数個のマスク器と、前記マ
スク器の出力を複数個入力して排他的論理和演算を行な
う圧縮器と、メツセージ中の１ブロックデータと前記圧
縮器量力とを切換えるマルチプレクサと、前記マルチプ
レクサの出力値を暗号化するＣＢＣ型の暗号器を備えた
認証子生成装置である。

作用 本発明は前記した構成により、複数ブロックを並列に縮
小することが可能となり、後段の暗号化器へのデータ入
力回数が減少して、認証子生成の処理速度が向上する。

実施例 第１図は、本発明の実施例における認証子生成装置の概
略を示すブロック図である。

第１図において、１Ｑは４ブロック分のメツセージを格
納するデータバッフ１であり、単位ブロック毎に並列に
読出すことが可能なものである。

２０は前記データバッファの内容をブロック毎に並列に
読出して各々異なる重み付は処理を行なうマスク器であ
り、３ｏは前記のマスク器２ｏの４出力を入力して排他
的論理和演算を行なう圧縮器である。４ｏは１ブロック
分のメツセージを格納しておくレジスタである。６０は
前記レジスタ４０の出力と前記圧縮器３０の出力とを切
換えるマルチプレクサである。６ｏは前記マルチプレク
サ５゜の出力値を暗号化するＧ　Ｂ　Ｃ（Ｃ１ｐｈｅｒ
　ＢｌｏｃｋＣｈａｉｎｉｎｇ）型の暗号器である。Ｔ
ｏは前記暗号器ｅＯの最終出力を認証子として格納する
出カバソファである。

第２図は、第１図におけるマスク器２ｏ、圧縮器３０．
暗号器４０の内部構成図である。

第２−２Ｌ図のマスク器２０において、２１は前述のデ
ータバッファ１０の内容と後述のマスク用レジスタ２３
の内容とを入力として論理積演算を行なうＡＮＤゲート
である。ＡＮＤゲート２１−乙はデータバッファ１０の
マａ出力とマスク用レジスタ２３−＆のｒａ　　出力を
入力とし、ＡＮＤゲート２１−ｂはデータバッファ１０
のマｂ出力とマスク用レジスタ２３−ｂのｒｂ比出力を
入力とし、ＡＮＤゲート２１−ｃはデータバッファ１０
のｖｃ比出力マスク用レジスタ２３−ＣのｒＱ出力を入
力とし、ＡＮＤゲー）２１−ｄはデータバッファ１Ｑの
Ｖｄ出力とマスク用レジスタ２３−ｄのｒｄ比出力入力
とする。２２−ａ、　　２２−ｂ。

２２−Ｃ，２２−ｄは、各々、前記ＡＮＤゲート２ｌ−
２Ｌ、　　２１−ｂ、　　２１−０．　２１−ｄの出力
を入力として論理否定演算を行なうＮＯＴ回路である。

２３−１．２３−ｂ、２３−Ｃ，２３−ｄは、各々、前
記のＮＯＴ回路２２−ａ、　　２２−ｂ。

２２−Ｃ，２２−ｄの出力値を一時的に記憶しておくマ
スク用レジスタである。

圧縮器３０において、３１は前記ＡＮＤゲート２１−ａ
　、　　２１−ｂの各出力値を入力とするＥ　−ＯＲゲ
ートであり、３２は前記ＡＮＤゲート２１Ｃ’＋２１　
　ｄの各出力値を入力とするＥ−ＯＲゲートである。３
３は前記Ｅ−ＯＲゲート３１゜３２０各出力値を入力と
するＥ−ＯＲゲートである。

暗号器６０において、６１は前記マルチプレクサ５０の
出力と後述のフィードバックレジスタ６３の出力とを入
力とするＥ−ＯＲゲートである。６２は暗号鍵ｋを用い
て前記に−ＯＲゲート６１の出力値を暗号化する暗号化
回路である。６３は前記暗号化回路６２の出力を一時的
に記憶しておくフィードバックレジスタである。

第３図は、本実施例のタイミングチャートである。Ｒは
、データバッファ１０への４ブロツク分のデータの設定
、Ｘはマスク器２０でのマスク処理、Ｙは圧縮器３０で
のデータ圧縮処理、２は暗号器６０での暗号化処理の各
ステージを示している。

以上のように構成された本実施例の認証子生成装置につ
いて、以下その動作を説明する。

まず、マスク器２ｏのマスク用レジスタ２１−＆、２１
−ｂ＋　　２１−Ｃ，２１−ｄに、後述の初期値ＳＬ　
＋　　５ｂ＋　　Ｓ（Ｈ，５ｄを各々セットする。

暗号器６ｏのフィードバックレジスタ６３に初期値工ｖ
をセットする。又、マルチプレクサ６０をｈｂ側に切換
えておく。

次に、４１ブロツクに分割したメツセージのうち、最初
の４ブロツク’１＋　　Ｍ２　＋　　Ｍ５＋　　Ｍ４を
データバッフ１１０に入力する。その後、前記データバ
ッファ１０の内容を７２Ｌ　、　　’！１ｂ、　　ＴＯ
，１ｄ出力から並列に読出し、対応するマスク器２０−
ａ＋２０−ｂ、２０−Ｃ，２０−ｄに入力する。

各マスク器では、前記の４つの出力ｖ８Ｌ、ｖｂ。

マｃ、ｖｄとマスク用レジスタ２１の各対応出力ｒｉ　
＋　　ｒｂ　ｒ　　ｒＱ　＋　　ｒｄとの論理積をとり
、その結果、Ｖａ、ｒＩＬ、　Ｔｂ−ｒｌ）＋　”ＩＣ
−ｒｃ、　Ｖｄ−ｒｄの値を各々％ｕａ＋　　ｕｌ）、
ｕｃ＋　　ｕｄから出力し、圧縮器３ｏへ入力する。そ
の一方、ｕｌ＋ｕｂ。

ｕＱ、ｕｄ高出力値を各々ＮＯＴゲートで論理演算し、
それらの結果をマスク用レジスタ２３−ａ。

２３−ｂ、２３−Ｃ＋、２３−ｄに入力する。

次に、圧縮器３０では、前記出力ｕｌ　、　　ｕｌ）の
排他的論理和演算をＥ−ＯＲゲート３１で行ない、これ
と並列して前記出力ｕＱ、ｕｄの排他的論理和演算をＥ
−ＯＲゲート３２で行なう。Ｅ−ＯＲゲート３３では前
記Ｘ−０Ｒゲー）３１．３２の出力の排他的論理和演算
を行ない、結果をｈｂから出力する。したがって、圧縮
器３ｏでは、ｕｌ。

ｕｂ、ｕＱ、ｕｄを入力して、（ｕａ■ｕｂ　　）■（
ｕｃ■Ｕｄ）をｌｌｂに出力する。

次に、暗号器６０では、マルチプレクサ５０を経由した
前記のｈｂ高出力フィードバックレジスタ６３の出力と
の排他的論理和演算をＥ−ＯＲゲート６１で行ない、そ
の出力値を暗号化回路６２に入力する。暗号化回路６２
では暗号鍵ｋを用いて入力値の暗号化を行ない、暗号文
Ｃ１を出力し、フィードバックレジスタ６３に格納する
。

次に、残りのブロックに対しても、４ブロツク単位に上
記の動作を、繰返して、暗号化回路６２から暗号文Ｃ２
，・・−・・・、Ｃｌを得る。ここ＜、ｎ−４１である
。

以上のようにして得られた最後の暗号文０７Ｂをメソセ
ージＭの認証子Ｓ／！　とじて、出力バッファ７０に格
納する。

上記の動作のタイミングを第３図を用いて説明する。第
３図において、メツセージの最初の４ブロツクの処理は
、Ｒ，ｌ　　ｘ、＋　　ｙ、・　Ｚｌのステージを経て
行なわれる。次の４ブロツクの処理は、Ｒ２＋　　ｘ２
　＋　　Ｙ２　、Ｚ２のステージを経て行なわれる。以
下、残りのブロックについても４ブロツク単位に各ステ
ージの処理が行なわれる。最初の４ブロツクの暗号化結
果は、時間ｔｆ後に得られるが２回目以降の４ブロツク
暗号化結果ばｔｚの時間々隔で得られる。本実施例では
最初の４ブロツクをデータバッファ１ｏに入力して最後
の４ブロツクの暗号化結果（二認証子Ｓｌ　）を得るま
でのトータル時間は、ｔｚ　ｘｊ！＋α（α＝ｔｒ　　
ｔｚ）となる一方、従来の処理方法では、４１回の暗号
化処理が必要であることから、認証子生成のトータル時
間は、ｔｚＸ４１となる。したがって、本実施例の方法
では、従来の処理方法の約４倍の処理速度で認証子生成
が可能となる。

次に、マスク用レジスタ２３−ａ＋　　２３−ｂ１２３
−１．２３−ｄの各初期値Ｓａ　＋　　Ｓｂ　＋　　ｓ
Ｑ　ＩＳｄの生成法について以下に説明する。

まず、レジスタ４０にメツセージの最初の１ブロツクデ
一タＭ、（通常は乱数が付加されている。）をセットし
、マルチプレクサ５０をｈａ入力側に切換えておく。フ
ィードバックレジスタ６３に初期値ＩＶをセットしてお
く。

次にマルチプレクサ５ｏを経て読出したレジスタ４０の
内容とフィードバックレジスタ６３の内容とをＥ−ＯＲ
ゲート６１で論理演算する。このＥ−ＯＲゲート６１の
出力値を暗号化回路ｅ２へ入力し、暗号鍵ｋを用いて暗
号化する。その暗号化出力をフィードバックレジスタ６
３に格納スると共に出カバソファ７０に取出す。この時
の出力パノファ了０の内容を初期値ＳＥＬとして、マス
ク用レジスタ２３−ａにセントする。

５ａ＝Ｅ（ｋ、Ｍ、■ＩＴ） ＥＯ：暗号化関数、に：暗号ン Ｍｌ　：メソセージの最初の１ブロックデータ。

（通常は乱数が付加されている。） ■：Ｅ−ＯＲ演算、ＩＶ：初期ベクトル次に、初期値Ｓ
ｂ＋Ｓｃ＋Ｓｄについても、上記と同様の動作によって
、次式の値が出力バッファ７０に順次得られるので各々
、マスク用レジスタ２３−ｂ　、　　２３−０　、　２
３−ｄにセットする。

５ｂ＝Ｅ（ｋ、Ｍ１■Ｓａ　　） ｓｃ＝ＩＥ（ｋ、Ｍ１■ｓｂ　　） ｓ（１＝ＩＣ（ｋ、Ｍ１■Ｓｃ　　） 以上の手順によって、マスク用レジスタ２３の各初期値
は暗号器６０を利用して得ることができる。

以上のように本実施例によれば、１つ前のマスク処理結
果の論理反転値をマスク用データとするマスク器２ｏを
入力データの圧縮器３ｏの前段に４プロンク分設けるこ
とによって、４ブロツク分の入力データを並列に縮小す
ることが可能となり、後段の暗号器６０へのデータ入力
回数が４分の１に減少する。その結果、マスク器２０．
圧縮器３０゜暗号器６ｏのパイプライン処理による認証
子作成時間を従来の４分の１に短縮するととが可能であ
る。

尚、本実施例において、４ブロツク単位を１ブロツクに
圧縮して暗号化処理を行なったが、他の複数ブロック単
位を１ブロツクに圧縮して暗号化処理を行なってもよい
。

発明の詳細 な説明したように、本発明によれば、マスク回路を圧縮
器の前段に挿入することによって、複数ブロックの入力
データを並列に縮小することが可能となり、後段の暗号
化器での処理回数が減少する為、認証子の生成を効率よ
く行なうことができ、その実用的効果は太きい。

【図面の簡単な説明】

第１図は不発明における一実施例の認証子生成装置の概
略を示すブロック図、第２図は同実施例の認証子生成装
置の内部構成図、第３図は同実施例の動作のタイミング
チャート、第４図はメソセージ認証方法の概要説明図、
第５図は従来の認証子生成装置の処理フロー図である。 １０・・・・・・データバッファ、２ｏ・・・・・・マ
スク器、３ｏ・・・・・・圧縮器、４０・・・・・・レ
ジスタ、５ｏ・・・・・・マルチプレクサ、６ｏ・・・
・・・ＣＢＣ型暗号器、７０・・・・・・出力バッファ
。 代理人の氏名　弁理士　中　尾　敏　男　ほか１名第１
図 第２　図ａ 第２　図し 第　３　図 第４図 （建イ言イμす）　　　　　　　　　（受イ；イ責’Ｉ
）Ｎ。 第５図

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. 複数ブロック単位にメッセージを格納するデータバッフ
   ァと、前記データバッファの内容を各ブロック毎に並列
   に読出して１つ前のマスク処理結果の論理反転値と論理
   積演算を行なう複数個のマスク器と、前記マスク器の出
   力を複数個入力して排他的論理和演算を行なう圧縮器と
   、メッセージ中の１ブロックデータと前記圧縮器出力と
   を切換えるマルチプレクサと、前記マルチプレクサ出力
   を暗号化するＣＢＣ（ＣｉｐｈｅｒＢｌｏｃｋＣｈａｉ
   ｎｉｎｇ）型の暗号器を備えたことを特徴とする認証子
   生成装置。