JPH0863097A - データを暗号化するための対称暗号化方法およびシステム - Google Patents
データを暗号化するための対称暗号化方法およびシステムInfo
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- Computer Networks & Wireless Communication (AREA)
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Abstract
(57)【要約】
【目的】 新たな部分的曲げ関数の（ｍ×ｎ）の置換ボ
ックス（ｓ−ボックス）を使用したデータを暗号化する
ための暗号化システムを提供する。 【構成】 本発明の暗号化方法は、各データブロックの
半分の複数の連続した変換丸めを行い、平文を暗号文に
変換する。変換丸めは、（ｍ×ｎ）の置換ボックスによ
って内部鍵を処理し、修正された内部鍵を発生する。各
データブロックの半分と修正された内部鍵とを排他的論
理和（ＸＯＲ）演算し、第１の修正されたデータブロッ
クの半分を発生し、それによって第２の修正されたデー
タブロックの半分を発生する。さらに、第２の修正され
たデータブロックの半分と残りのデータブロックの半分
をＸＯＲ演算し、丸め変換されたデータブロックの半分
を発生させる。
ックス（ｓ−ボックス）を使用したデータを暗号化する
ための暗号化システムを提供する。 【構成】 本発明の暗号化方法は、各データブロックの
半分の複数の連続した変換丸めを行い、平文を暗号文に
変換する。変換丸めは、（ｍ×ｎ）の置換ボックスによ
って内部鍵を処理し、修正された内部鍵を発生する。各
データブロックの半分と修正された内部鍵とを排他的論
理和（ＸＯＲ）演算し、第１の修正されたデータブロッ
クの半分を発生し、それによって第２の修正されたデー
タブロックの半分を発生する。さらに、第２の修正され
たデータブロックの半分と残りのデータブロックの半分
をＸＯＲ演算し、丸め変換されたデータブロックの半分
を発生させる。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、ディジタル・データ処
理において使用される暗号方法およびシステムに関す
る。本発明は特に部分的に曲げ関数（bent-function-ba
sed）を有する置換ボックスを用いた対称暗号方法およ
びシステムに関するものである。
理において使用される暗号方法およびシステムに関す
る。本発明は特に部分的に曲げ関数（bent-function-ba
sed）を有する置換ボックスを用いた対称暗号方法およ
びシステムに関するものである。
【０００２】
【従来の技術】暗号システムによって提供される基本的
な機能は暗号化、復号である。暗号化システムは、一対
のデータ変換から構成される。第１の変換は、平文とし
て知られているデータに適用され、暗号文と呼ばれる新
しい（難解な）データを形成する。他の変換は暗号文に
適用され、最初の平文を再現する。暗号変換は、暗号鍵
として知られる平文データおよび独立データの両方を入
力として使用する。同様に、復号変換は、復号鍵を使用
する。これらの鍵は、外観上はランダムなビットベクト
ルである。暗号システムには２つの基本的なタイプ、す
なわち、対称システムと公開鍵システム（非対称）があ
る。ＤＥＳ（米国データ暗号標準）は、対称暗号システ
ムであり、同じ鍵が暗号化および復号変換に用いられ
る。
な機能は暗号化、復号である。暗号化システムは、一対
のデータ変換から構成される。第１の変換は、平文とし
て知られているデータに適用され、暗号文と呼ばれる新
しい（難解な）データを形成する。他の変換は暗号文に
適用され、最初の平文を再現する。暗号変換は、暗号鍵
として知られる平文データおよび独立データの両方を入
力として使用する。同様に、復号変換は、復号鍵を使用
する。これらの鍵は、外観上はランダムなビットベクト
ルである。暗号システムには２つの基本的なタイプ、す
なわち、対称システムと公開鍵システム（非対称）があ
る。ＤＥＳ（米国データ暗号標準）は、対称暗号システ
ムであり、同じ鍵が暗号化および復号変換に用いられ
る。
【０００３】図１および図２は、ＤＥＳの暗号化プロセ
スのアルゴリズムフローチャートである。ＤＥＳアルゴ
リズムは５６ビットの鍵を用い、６４ビットのデータブ
ロックで動作する。図１において、暗号化プロセスは平
文の６４ビットブロックの初期順列１０で始まり、その
後、２つの３２ビットブロックに分割される。その半分
（例えば、第１の丸めの右半分Ｒ1）は、第２の入力と
して内部鍵Ｋ1を使用する鍵従属丸め関数１２（例え
ば、ｆ1）への入力として用いられ、その結果（例え
ば、Ｒ’1）は、他の半分（例えば、左半分のＬ1）と排
他的論理和素子（ＸＯＲ）１４で排他的論理和演算（Ｘ
ＯＲ演算すなわちモジュロ２で加算）される。そのよう
な繰返しの後、あるいは丸めの後、データの半分が交換
され、動作が再び実行される。１６回の丸めの後、出力
は、最終順列１６を介して６４ビット長の暗号文を発生
する。丸め関数は、ｓ−ボックスとして知られる８つの
非線形置換器を経由するパスを含む。第ｉ番目の丸め
（ｉ＝１、２、・・・、１６）を行う丸め関数ｆiが図
２に詳細に示される。
スのアルゴリズムフローチャートである。ＤＥＳアルゴ
リズムは５６ビットの鍵を用い、６４ビットのデータブ
ロックで動作する。図１において、暗号化プロセスは平
文の６４ビットブロックの初期順列１０で始まり、その
後、２つの３２ビットブロックに分割される。その半分
（例えば、第１の丸めの右半分Ｒ1）は、第２の入力と
して内部鍵Ｋ1を使用する鍵従属丸め関数１２（例え
ば、ｆ1）への入力として用いられ、その結果（例え
ば、Ｒ’1）は、他の半分（例えば、左半分のＬ1）と排
他的論理和素子（ＸＯＲ）１４で排他的論理和演算（Ｘ
ＯＲ演算すなわちモジュロ２で加算）される。そのよう
な繰返しの後、あるいは丸めの後、データの半分が交換
され、動作が再び実行される。１６回の丸めの後、出力
は、最終順列１６を介して６４ビット長の暗号文を発生
する。丸め関数は、ｓ−ボックスとして知られる８つの
非線形置換器を経由するパスを含む。第ｉ番目の丸め
（ｉ＝１、２、・・・、１６）を行う丸め関数ｆiが図
２に詳細に示される。
【０００４】この丸め関数は、ブロック右半分Ｒiおよ
び内部鍵Ｋiの２つの入力を用い出力Ｒ’iを発生する。
最初の鍵は、５６ビット長であり、所定の鍵スケジュー
ラ２０に従って、各丸めで４８ビットが選択され、内部
鍵Ｋiを発生する。右半分のＲiは、拡張器２２で、まず
３２ビットから４８ビットに拡張され、排他的論理和素
子（ＸＯＲ）２４で内部鍵ＫiとＸＯＲ演算される。そ
の結果は、８つの部分に分割され、８つの異なるｓ−ボ
ックス２６に加えられる。ｓ−ボックスは、６入力ビッ
トを４出力ビットにマッピングする非線形置換器であ
る。ｓ−ボックスの８つの出力は、連結器２８で連結さ
れ、順列器３０で順列化され、図１に示されるように、
左半分のＬiとＸＯＲ演算される出力Ｒ’i３２を発生す
る。
び内部鍵Ｋiの２つの入力を用い出力Ｒ’iを発生する。
最初の鍵は、５６ビット長であり、所定の鍵スケジュー
ラ２０に従って、各丸めで４８ビットが選択され、内部
鍵Ｋiを発生する。右半分のＲiは、拡張器２２で、まず
３２ビットから４８ビットに拡張され、排他的論理和素
子（ＸＯＲ）２４で内部鍵ＫiとＸＯＲ演算される。そ
の結果は、８つの部分に分割され、８つの異なるｓ−ボ
ックス２６に加えられる。ｓ−ボックスは、６入力ビッ
トを４出力ビットにマッピングする非線形置換器であ
る。ｓ−ボックスの８つの出力は、連結器２８で連結さ
れ、順列器３０で順列化され、図１に示されるように、
左半分のＬiとＸＯＲ演算される出力Ｒ’i３２を発生す
る。
【０００５】復号プロセスは、暗号化プロセスと同じ形
式であるが、１６個の丸め用の内部鍵は、例えば、
Ｋ16、Ｋ15、・・・Ｋ2およびＫ1といったように逆の順
序になる。暗号文は、平文と相関性がない。出力のあら
ゆるビットは、入力のあらゆるビットおよび鍵のあらゆ
るビットに依存する。アルゴリズムの残りの部分は全て
線形であり、従って簡単に攻撃されやすいので、ＤＥＳ
の安全性は、非線形のｓ−ボックスに依存する。しかし
ながら、ｓ−ボックスの内容を含む完全なアルゴリズム
は公知であるので、そのＤＥＳの安全性は、アルゴリズ
ムの秘密性には依存しない。
式であるが、１６個の丸め用の内部鍵は、例えば、
Ｋ16、Ｋ15、・・・Ｋ2およびＫ1といったように逆の順
序になる。暗号文は、平文と相関性がない。出力のあら
ゆるビットは、入力のあらゆるビットおよび鍵のあらゆ
るビットに依存する。アルゴリズムの残りの部分は全て
線形であり、従って簡単に攻撃されやすいので、ＤＥＳ
の安全性は、非線形のｓ−ボックスに依存する。しかし
ながら、ｓ−ボックスの内容を含む完全なアルゴリズム
は公知であるので、そのＤＥＳの安全性は、アルゴリズ
ムの秘密性には依存しない。
【０００６】ＤＥＳの強さについては、これまで議論の
的になり、多くの攻撃についての討論がなされてきた。
E.BihamおよびA.Shamirは、暗号学の進展における”完
全な１６個の丸めＤＥＳの差動暗号化”、１９９２年、
Proceedings of CRYPTO、Springer出版社、第４８７頁
−第４９６頁において、２47の選択された平文を使用す
るＤＥＳを解読できる暗号解読攻撃について述べてい
る。彼らの差動暗号解読は、２つの平文のＸＯＲが特定
の値と等しいとき、与えられた鍵によって、２つの平文
とそれに対応する暗号文とを統計的に攻撃することが可
能であるという原則に基づいている。非線形であるｓ−
ボックスは所望のＸＯＲ入力に対し非常に歪んだＸＯＲ
出力の分布を発生するので、統計的攻撃が可能になる。
例えば、Ｓ１は、１６進のＸＯＲ入力”３０”を１／４
の確率でＸＯＲ出力”４”にマッピングする。ｓ−ボッ
クスの出力は４ビットであるので、偶数分布は、各入力
ＸＯＲを１／１６の確率で各出力ＸＯＲに表示する。
的になり、多くの攻撃についての討論がなされてきた。
E.BihamおよびA.Shamirは、暗号学の進展における”完
全な１６個の丸めＤＥＳの差動暗号化”、１９９２年、
Proceedings of CRYPTO、Springer出版社、第４８７頁
−第４９６頁において、２47の選択された平文を使用す
るＤＥＳを解読できる暗号解読攻撃について述べてい
る。彼らの差動暗号解読は、２つの平文のＸＯＲが特定
の値と等しいとき、与えられた鍵によって、２つの平文
とそれに対応する暗号文とを統計的に攻撃することが可
能であるという原則に基づいている。非線形であるｓ−
ボックスは所望のＸＯＲ入力に対し非常に歪んだＸＯＲ
出力の分布を発生するので、統計的攻撃が可能になる。
例えば、Ｓ１は、１６進のＸＯＲ入力”３０”を１／４
の確率でＸＯＲ出力”４”にマッピングする。ｓ−ボッ
クスの出力は４ビットであるので、偶数分布は、各入力
ＸＯＲを１／１６の確率で各出力ＸＯＲに表示する。
【０００７】ｓ−ボックス構造とBihamおよびShamirの
ＤＥＳのような暗号システムの差動暗号解読に対する免
疫との関係は、本発明者の文献”BihamおよびShamirの
差動暗号解読に対する免疫について”、情報処理レタ
ー、第４１巻、第７７頁−第８０頁１９９２年２月１４
日発行に記述されている。この文献において、いわゆ
る”出力ＸＯＲ”の偶数分布を有するｓ−ボックスがこ
の攻撃に対し免疫を有し、曲げ関数ｓ−ボックスが平面
分布を保持することの保証が証明されると述べられてい
る。
ＤＥＳのような暗号システムの差動暗号解読に対する免
疫との関係は、本発明者の文献”BihamおよびShamirの
差動暗号解読に対する免疫について”、情報処理レタ
ー、第４１巻、第７７頁−第８０頁１９９２年２月１４
日発行に記述されている。この文献において、いわゆ
る”出力ＸＯＲ”の偶数分布を有するｓ−ボックスがこ
の攻撃に対し免疫を有し、曲げ関数ｓ−ボックスが平面
分布を保持することの保証が証明されると述べられてい
る。
【０００８】
【発明が解決しようとする課題】しかしながら、平坦出
力ＸＯＲ分布は、差動暗号解読を妨害することが知られ
ている。というのは、高い確率で（非常に歪んだ）出力
ＸＯＲを発生せず、曲げ関数ｓ−ボックスは、理想の出
力ＸＯＲ分布を有するためである。さらに、そのような
曲げ関数の（ｍ×ｎ）のｓ−ボックスは、ｍ≧２ｎのと
きだけ存在することが知られている。ここで、ｍおよび
ｎはそれぞれｓ−ボックスの入力ビット数および出力ビ
ット数である。ｍ＞ｎであるｓ−ボックスは、出力ベク
トルより入力ベクトルが多く、このことは、２以上の入
力が同じ出力にマッピングされる少なくとも１つのケー
スが存在することを示している。すなわち、１以上の入
力ＸＯＲは、ゼロの出力ＸＯＲを有する。したがって、
ｍ＞ｎの曲げ関数ｓ−ボックスは、暗号解読において用
いられる固定した無視できない出力ＸＯＲの発生確率が
生じる。
力ＸＯＲ分布は、差動暗号解読を妨害することが知られ
ている。というのは、高い確率で（非常に歪んだ）出力
ＸＯＲを発生せず、曲げ関数ｓ−ボックスは、理想の出
力ＸＯＲ分布を有するためである。さらに、そのような
曲げ関数の（ｍ×ｎ）のｓ−ボックスは、ｍ≧２ｎのと
きだけ存在することが知られている。ここで、ｍおよび
ｎはそれぞれｓ−ボックスの入力ビット数および出力ビ
ット数である。ｍ＞ｎであるｓ−ボックスは、出力ベク
トルより入力ベクトルが多く、このことは、２以上の入
力が同じ出力にマッピングされる少なくとも１つのケー
スが存在することを示している。すなわち、１以上の入
力ＸＯＲは、ゼロの出力ＸＯＲを有する。したがって、
ｍ＞ｎの曲げ関数ｓ−ボックスは、暗号解読において用
いられる固定した無視できない出力ＸＯＲの発生確率が
生じる。
【０００９】イタリアのローマで１９９３年２月１５−
１６日に開催された「暗号研究における現状および進
歩」に関する第３回シンポジウムのプロシーディングに
おいて、この発明者および共著者による、「差動暗号解
読に耐え得るＳ−ボックス（拡張された要約）」、ｐ
ｐ．１８１−１９０が発表された。この論文において、
入力ビットが出力ビットよりも少なく、特に曲げ関数を
有するｓ−ボックスが対称暗号システムに対してはより
よい基礎となるものであると結論づけられた。
１６日に開催された「暗号研究における現状および進
歩」に関する第３回シンポジウムのプロシーディングに
おいて、この発明者および共著者による、「差動暗号解
読に耐え得るＳ−ボックス（拡張された要約）」、ｐ
ｐ．１８１−１９０が発表された。この論文において、
入力ビットが出力ビットよりも少なく、特に曲げ関数を
有するｓ−ボックスが対称暗号システムに対してはより
よい基礎となるものであると結論づけられた。
【００１０】M. Matsuiによる論文「ＤＥＳ暗号に対す
る線形の暗号解読方法」：EUROCRYPT、１９９３年のプ
ロシーディング、Springer出版社、第３８６−第３９７
頁に、ＤＥＳのような暗号への他の攻撃が記載される。
しかし、ここで差動暗号解読は、２47の選択された平文
を必要とする場合は、丸め関数中のｓ−ボックスにおけ
る統計学的に役に立つ線形近似の構造に依存する線形の
暗号解読には２47の公知の平文を必要とする。
る線形の暗号解読方法」：EUROCRYPT、１９９３年のプ
ロシーディング、Springer出版社、第３８６−第３９７
頁に、ＤＥＳのような暗号への他の攻撃が記載される。
しかし、ここで差動暗号解読は、２47の選択された平文
を必要とする場合は、丸め関数中のｓ−ボックスにおけ
る統計学的に役に立つ線形近似の構造に依存する線形の
暗号解読には２47の公知の平文を必要とする。
【００１１】１９９４年５月５日にQueen University,
Kingston、オンタリオ、カナダで開催された暗号中の選
択された領域に関する作業部会（SAC '94）において、
本発明者は、「対称暗号に対する簡単な効果的な鍵スケ
ジューリング（拡張された要約）」を発表した。この論
文は、本発明の実質的な基本的な概念を記載したもので
ある。
Kingston、オンタリオ、カナダで開催された暗号中の選
択された領域に関する作業部会（SAC '94）において、
本発明者は、「対称暗号に対する簡単な効果的な鍵スケ
ジューリング（拡張された要約）」を発表した。この論
文は、本発明の実質的な基本的な概念を記載したもので
ある。
【００１２】
【課題を解決するための手段】本発明の目的は、差動お
よび線形の暗号解読に免疫性のある暗号システムを供給
することにある。
よび線形の暗号解読に免疫性のある暗号システムを供給
することにある。
【００１３】本発明の他の目的は、新たな部分的曲げ関
数の（ｍ×ｎ）の置換ボックス（ｓ−ボックス）を使用
したデータの暗号化システムを提供する。ここで、ｍお
よびｎは正の偶整数であり、ｍ<<ｎ、ｍ＜ｌｏｇ｛ｎ、
ｎ／２｝、｛ｎ、ｎ／２｝の表記はｎからｎ／２を選ぶ
可能な組み合わせを表わす。新規の鍵スケジュールは、
ｓ−ボックスによって置換変換を行う内部鍵を選択する
ために使われる。曲げ関数のｓ−ボックスは良好な暗号
化特性をするという原則に基づいて、ｓ−ボックスが設
計される。本発明のｓ−ボックスは、（ｍ×ｎ）のバイ
ナリ・マトリクスによって表わされる。
数の（ｍ×ｎ）の置換ボックス（ｓ−ボックス）を使用
したデータの暗号化システムを提供する。ここで、ｍお
よびｎは正の偶整数であり、ｍ<<ｎ、ｍ＜ｌｏｇ｛ｎ、
ｎ／２｝、｛ｎ、ｎ／２｝の表記はｎからｎ／２を選ぶ
可能な組み合わせを表わす。新規の鍵スケジュールは、
ｓ−ボックスによって置換変換を行う内部鍵を選択する
ために使われる。曲げ関数のｓ−ボックスは良好な暗号
化特性をするという原則に基づいて、ｓ−ボックスが設
計される。本発明のｓ−ボックスは、（ｍ×ｎ）のバイ
ナリ・マトリクスによって表わされる。
【００１４】本発明の他の目的は、弱くないまたはやや
弱い暗号化鍵を発生する新規の内部鍵スケジューリング
機構を提供することにある。
弱い暗号化鍵を発生する新規の内部鍵スケジューリング
機構を提供することにある。
【００１５】さらに、本発明の他の目的は、部分的に曲
げ関数のｓ−ボックスを設計するための新たな手続きを
提供することにである。
げ関数のｓ−ボックスを設計するための新たな手続きを
提供することにである。
【００１６】本発明の一見地によれば、本発明は、平文
を各データブロックの半分の複数の連続した変換丸めを
含む所定のビット長のデータブロック中の暗号文に変換
するデータの暗号化方法において、各連続する変換丸め
は、鍵ビットの特定のビット組合せの内部鍵を選択し、
（ｍ×ｎ）の置換ボックスによって内部鍵を処理し、修
正された内部鍵を発生し、ここで、ｍおよびｎは、正の
偶整数であり、ｍ<<ｎ、ｍ＜ｌｏｇ｛ｎ、ｎ／２｝であ
り、｛ｎ、ｎ／２｝の表記はｎからｎ／２を選ぶ可能な
組み合わせを表わし、各データブロックの半分と修正さ
れた内部鍵とを排他的論理和（ＸＯＲ）演算し、第１の
修正されたデータブロックの半分を発生し、複数の（ｍ
×ｎ）の相互に異なる複数の置換ボックスによって第１
の修正されたデータブロックの半分を処理し、第２の修
正されたデータブロックの半分を発生し、第２の修正さ
れたデータブロックの半分と残りのデータブロックの半
分をＸＯＲ演算し、変換丸めの変換されたデータブロッ
クの半分を発生させるように構成される。
を各データブロックの半分の複数の連続した変換丸めを
含む所定のビット長のデータブロック中の暗号文に変換
するデータの暗号化方法において、各連続する変換丸め
は、鍵ビットの特定のビット組合せの内部鍵を選択し、
（ｍ×ｎ）の置換ボックスによって内部鍵を処理し、修
正された内部鍵を発生し、ここで、ｍおよびｎは、正の
偶整数であり、ｍ<<ｎ、ｍ＜ｌｏｇ｛ｎ、ｎ／２｝であ
り、｛ｎ、ｎ／２｝の表記はｎからｎ／２を選ぶ可能な
組み合わせを表わし、各データブロックの半分と修正さ
れた内部鍵とを排他的論理和（ＸＯＲ）演算し、第１の
修正されたデータブロックの半分を発生し、複数の（ｍ
×ｎ）の相互に異なる複数の置換ボックスによって第１
の修正されたデータブロックの半分を処理し、第２の修
正されたデータブロックの半分を発生し、第２の修正さ
れたデータブロックの半分と残りのデータブロックの半
分をＸＯＲ演算し、変換丸めの変換されたデータブロッ
クの半分を発生させるように構成される。
【００１７】本発明の他の見地によれば、本発明は、平
文を、２ｎビット（ｎは正の偶整数）を含みかつ複数の
連続した変換丸めを含むデータブロック中の暗号文に変
換するデータの暗号化方法において、各連続する変換丸
めは、鍵ビットの特定のビットの組合せおよびｓ＊ｍビ
ット長の内部鍵を選択し、ここで、ｓは正の整数、ｍは
正の偶整数であり、ｓ個の（ｍ×ｎ）の相互に異なる置
換ボックスによって内部鍵を処理し、修正された内部鍵
を発生し、ここで、ｍ<<ｎ、ｍ＜ｌｏｇ｛ｎ、ｎ／２｝
であり、｛ｎ、ｎ／２｝の表記はｎからｎ／２を選ぶ可
能な組み合わせを表わし、各データブロックの半分と修
正された内部鍵とを排他的論理和（ＸＯＲ）演算し、第
１の修正されたデータブロックの半分を発生し、第１の
修正されたデータブロックの半分をｒ部分に分割し、こ
こでｒは正の整数であり、ｒ個の（ｍ×ｎ）の相互に異
なる置換ボックスによって第１の修正されたデータブロ
ックの半分の各部を処理し、第２の修正されたデータブ
ロックの半分を発生し、第２の修正されたデータブロッ
クの半分と残りのデータブロックの半分をＸＯＲ演算
し、変換丸めの変換されたデータブロックの半分を発生
させるように構成される。
文を、２ｎビット（ｎは正の偶整数）を含みかつ複数の
連続した変換丸めを含むデータブロック中の暗号文に変
換するデータの暗号化方法において、各連続する変換丸
めは、鍵ビットの特定のビットの組合せおよびｓ＊ｍビ
ット長の内部鍵を選択し、ここで、ｓは正の整数、ｍは
正の偶整数であり、ｓ個の（ｍ×ｎ）の相互に異なる置
換ボックスによって内部鍵を処理し、修正された内部鍵
を発生し、ここで、ｍ<<ｎ、ｍ＜ｌｏｇ｛ｎ、ｎ／２｝
であり、｛ｎ、ｎ／２｝の表記はｎからｎ／２を選ぶ可
能な組み合わせを表わし、各データブロックの半分と修
正された内部鍵とを排他的論理和（ＸＯＲ）演算し、第
１の修正されたデータブロックの半分を発生し、第１の
修正されたデータブロックの半分をｒ部分に分割し、こ
こでｒは正の整数であり、ｒ個の（ｍ×ｎ）の相互に異
なる置換ボックスによって第１の修正されたデータブロ
ックの半分の各部を処理し、第２の修正されたデータブ
ロックの半分を発生し、第２の修正されたデータブロッ
クの半分と残りのデータブロックの半分をＸＯＲ演算
し、変換丸めの変換されたデータブロックの半分を発生
させるように構成される。
【００１８】本発明の他の見地によれば、本発明は、平
文を各データブロックの半分の複数の連続した変換丸め
を含む所定のビット長のデータブロック中の暗号文に変
換するデータの暗号化システムにおいて、複数の部分的
曲げ関数の（ｍ×ｎ）のｓ一ボックスを有する変換丸め
関数手段を含み、ここで、ｍおよびｎは正の偶整数であ
り、ｍ<<ｎ、ｍ＜ｌｏｇ｛ｎ、ｎ／２｝であり、｛ｎ、
ｎ／２｝の表記はｎからｎ／２を選ぶ可能な組み合わせ
を表わし、各ｓ−ボックスは、曲げられないベクトルの
中で２m長のｎバイナリ曲げベクトルを含む２m×ｎバイ
ナリ・マトリクスであり、少くともひとつの曲げのない
非ゼロ線形組み合わせベクトルであるように構成され
る。
文を各データブロックの半分の複数の連続した変換丸め
を含む所定のビット長のデータブロック中の暗号文に変
換するデータの暗号化システムにおいて、複数の部分的
曲げ関数の（ｍ×ｎ）のｓ一ボックスを有する変換丸め
関数手段を含み、ここで、ｍおよびｎは正の偶整数であ
り、ｍ<<ｎ、ｍ＜ｌｏｇ｛ｎ、ｎ／２｝であり、｛ｎ、
ｎ／２｝の表記はｎからｎ／２を選ぶ可能な組み合わせ
を表わし、各ｓ−ボックスは、曲げられないベクトルの
中で２m長のｎバイナリ曲げベクトルを含む２m×ｎバイ
ナリ・マトリクスであり、少くともひとつの曲げのない
非ゼロ線形組み合わせベクトルであるように構成され
る。
【００１９】
【作用】本発明の暗号化方法においては、各データブロ
ックの半分の複数の連続した変換丸めを行うことによっ
て、平文を所定のビット長のデータブロック中の暗号文
に変換する。各連続する変換丸めは、鍵ビットからの特
定のビット組合せの内部鍵を選択し、（ｍ×ｎ）の置換
ボックスによって内部鍵を処理し、修正された内部鍵を
発生する。各データブロックの半分と修正された内部鍵
とを排他的論理和（ＸＯＲ）演算し、第１の修正された
データブロックの半分を発生し、複数の（ｍ×ｎ）の相
互に異なる複数の置換ボックスによって第１の修正され
たデータブロックの半分を処理し、第２の修正されたデ
ータブロックの半分を発生する。さらに、第２の修正さ
れたデータブロックの半分と残りのデータブロックの半
分をＸＯＲ演算し、丸め変換されたデータブロックの半
分を発生させる。
ックの半分の複数の連続した変換丸めを行うことによっ
て、平文を所定のビット長のデータブロック中の暗号文
に変換する。各連続する変換丸めは、鍵ビットからの特
定のビット組合せの内部鍵を選択し、（ｍ×ｎ）の置換
ボックスによって内部鍵を処理し、修正された内部鍵を
発生する。各データブロックの半分と修正された内部鍵
とを排他的論理和（ＸＯＲ）演算し、第１の修正された
データブロックの半分を発生し、複数の（ｍ×ｎ）の相
互に異なる複数の置換ボックスによって第１の修正され
たデータブロックの半分を処理し、第２の修正されたデ
ータブロックの半分を発生する。さらに、第２の修正さ
れたデータブロックの半分と残りのデータブロックの半
分をＸＯＲ演算し、丸め変換されたデータブロックの半
分を発生させる。
【００２０】また、本発明の暗号化方法においては、各
データブロックの半分の複数の連続した変換丸めを行う
ことによって、平文を所定のビット長のデータブロック
中の暗号文に変換する。各連続する変換丸めは、鍵ビッ
トの特定のビットの組合せおよびｓ＊ｍビット長の内部
鍵を選択し、ｓ個の（ｍ×ｎ）の相互に異なる置換ボッ
クスによって内部鍵を処理し、修正された内部鍵を発生
する。ここで、ｓは正の整数、ｍは正の偶整数であり、
ｍ<<ｎ、ｍ＜ｌｏｇ｛ｎ、ｎ／２｝であり、｛ｎ、ｎ／
２｝の表記はｎからｎ／２を選ぶ可能な組み合わせを表
わす。各データブロックの半分と修正された内部鍵とを
排他的論理和（ＸＯＲ）演算し、第１の修正されたデー
タブロックの半分を発生し、第１の修正されたデータブ
ロックの半分をｒ部分に分割し、ｒ個の（ｍ×ｎ）の相
互に異なる置換ボックスによって第１の修正されたデー
タブロックの半分の各部を処理し、第２の修正されたデ
ータブロックの半分を発生する。ここでｒは正の整数で
ある。第２の修正されたデータブロックの半分と残りの
データブロックの半分をＸＯＲ演算し、変換丸めの変換
されたデータブロックの半分を発生させる。
データブロックの半分の複数の連続した変換丸めを行う
ことによって、平文を所定のビット長のデータブロック
中の暗号文に変換する。各連続する変換丸めは、鍵ビッ
トの特定のビットの組合せおよびｓ＊ｍビット長の内部
鍵を選択し、ｓ個の（ｍ×ｎ）の相互に異なる置換ボッ
クスによって内部鍵を処理し、修正された内部鍵を発生
する。ここで、ｓは正の整数、ｍは正の偶整数であり、
ｍ<<ｎ、ｍ＜ｌｏｇ｛ｎ、ｎ／２｝であり、｛ｎ、ｎ／
２｝の表記はｎからｎ／２を選ぶ可能な組み合わせを表
わす。各データブロックの半分と修正された内部鍵とを
排他的論理和（ＸＯＲ）演算し、第１の修正されたデー
タブロックの半分を発生し、第１の修正されたデータブ
ロックの半分をｒ部分に分割し、ｒ個の（ｍ×ｎ）の相
互に異なる置換ボックスによって第１の修正されたデー
タブロックの半分の各部を処理し、第２の修正されたデ
ータブロックの半分を発生する。ここでｒは正の整数で
ある。第２の修正されたデータブロックの半分と残りの
データブロックの半分をＸＯＲ演算し、変換丸めの変換
されたデータブロックの半分を発生させる。
【００２１】さらに、本発明の暗号化システムにおいて
は、各データブロックの半分の複数の連続した変換丸め
を行うことによって、平文を所定のビット長のデータブ
ロック中の暗号文に変換する。複数の部分的曲げ関数の
（ｍ×ｎ）のｓ一ボックスを有する変換丸め関数手段を
含む。各（ｍ×ｎ）の各ｓ−ボックスは、２m長のｎ個
のバイナリ曲げベクトルと少くとも一つの曲がらない非
ゼロ線形組み合わせベクトルを含む２m×ｎバイナリ・
マトリクスである。
は、各データブロックの半分の複数の連続した変換丸め
を行うことによって、平文を所定のビット長のデータブ
ロック中の暗号文に変換する。複数の部分的曲げ関数の
（ｍ×ｎ）のｓ一ボックスを有する変換丸め関数手段を
含む。各（ｍ×ｎ）の各ｓ−ボックスは、２m長のｎ個
のバイナリ曲げベクトルと少くとも一つの曲がらない非
ゼロ線形組み合わせベクトルを含む２m×ｎバイナリ・
マトリクスである。
【００２２】
【実施例】本発明は、（ｍ×ｎ）のｓ一ボックスを使用
する。ここで、ｍおよびｎは、正の偶整数であり、ｍ<<
ｎ、ｍ＜ｌｏｇ｛ｎ、ｎ／２｝である。ここで、｛ｎ、
ｎ／２｝の表記はｎからｎ／２を選ぶ可能な組み合わせ
を表わす。このｓ−ボックスは、部分的に曲げ関数を用
い、暗号化の他の好ましい特性を満たすと同時に、均一
な出力ＸＯＲ分布を発生する。
する。ここで、ｍおよびｎは、正の偶整数であり、ｍ<<
ｎ、ｍ＜ｌｏｇ｛ｎ、ｎ／２｝である。ここで、｛ｎ、
ｎ／２｝の表記はｎからｎ／２を選ぶ可能な組み合わせ
を表わす。このｓ−ボックスは、部分的に曲げ関数を用
い、暗号化の他の好ましい特性を満たすと同時に、均一
な出力ＸＯＲ分布を発生する。
【００２３】図３は、本発明の全体の構成を示す。この
アルゴリズム構成はＤＥＳに類似する。データのブロッ
クサイズは、２ｎにセットされる。ここで、ｎ＝ｒ＊
ｍ、ｒは１より大きい整数である。平文の１つのデータ
ブロックは最初は長さｎの半分に分解される。各丸めに
おいて、半分が修正され、残りの半分にモジュロ２が加
えられる。その後この２つの半分は相互に入れ替わる。
Ｒ丸めの後、この２つの半分は連結され暗号文を形成す
る。
アルゴリズム構成はＤＥＳに類似する。データのブロッ
クサイズは、２ｎにセットされる。ここで、ｎ＝ｒ＊
ｍ、ｒは１より大きい整数である。平文の１つのデータ
ブロックは最初は長さｎの半分に分解される。各丸めに
おいて、半分が修正され、残りの半分にモジュロ２が加
えられる。その後この２つの半分は相互に入れ替わる。
Ｒ丸めの後、この２つの半分は連結され暗号文を形成す
る。
【００２４】本発明では、ＤＥＳと異なり、順列層はな
い。また、各丸めにおけるデータブロックの半分の修正
（丸め関数）は、ＤＥＳとは全く異なっている。本発明
において、丸め関数は、互換性のないクラスのｒ＋ｓ
（ｍ×ｎ）の部分的な曲げ関数のｓボックスを含む。こ
こでｓは１より大きい整数である。
い。また、各丸めにおけるデータブロックの半分の修正
（丸め関数）は、ＤＥＳとは全く異なっている。本発明
において、丸め関数は、互換性のないクラスのｒ＋ｓ
（ｍ×ｎ）の部分的な曲げ関数のｓボックスを含む。こ
こでｓは１より大きい整数である。
【００２５】丸めｉに対する内部鍵Ｋiは、ｓ個のｍビ
ット片に分解される。内部鍵の各ｓ個の片は、各ｓ個の
分離した（ｍ×ｎ）のｓ−ボックスに入力され、ｎビッ
ト出力は排他的論理和（ＸＯＲ）演算され、ｎビットの
修正内部鍵を形成する。ｎビットの修正内部鍵はデータ
ブロックＲiの半分でＸＯＲ演算され、ｎビットの第１
の修正されたデータブロックの半分を形成する。それは
その後ｒ個のｍビット片に分解される。
ット片に分解される。内部鍵の各ｓ個の片は、各ｓ個の
分離した（ｍ×ｎ）のｓ−ボックスに入力され、ｎビッ
ト出力は排他的論理和（ＸＯＲ）演算され、ｎビットの
修正内部鍵を形成する。ｎビットの修正内部鍵はデータ
ブロックＲiの半分でＸＯＲ演算され、ｎビットの第１
の修正されたデータブロックの半分を形成する。それは
その後ｒ個のｍビット片に分解される。
【００２６】各ｒ個のｍビット片は、各ｒ個の分離され
た（ｍ×ｎ）ｓ−ボックスに入力され、ｒ個のｓ−ボッ
クスのすべてのｎビット出力はＸＯＲ演算され、ｎビッ
トの第２の修正されたデータブロックの半分Ｒ’iを形
成する。この第２の修正されたデータブロックの半分
は、その後データブロックの残りの半分とＸＯＲ演算さ
れ、変換された半分の丸めのデータブロックを形成す
る。
た（ｍ×ｎ）ｓ−ボックスに入力され、ｒ個のｓ−ボッ
クスのすべてのｎビット出力はＸＯＲ演算され、ｎビッ
トの第２の修正されたデータブロックの半分Ｒ’iを形
成する。この第２の修正されたデータブロックの半分
は、その後データブロックの残りの半分とＸＯＲ演算さ
れ、変換された半分の丸めのデータブロックを形成す
る。
【００２７】図４および５は、本発明の１実施例によ
る、ｍ＝８、ｎ＝３２、ｒ＝４、およびｓ＝２の場合の
暗号化処理のアルゴリズムフローチャートを示す。特に
図４は、平文の６４ビットブロックが２つの３２ビット
（Ｌ1（左）およびＲ1（右））に分割されることを示
す。
る、ｍ＝８、ｎ＝３２、ｒ＝４、およびｓ＝２の場合の
暗号化処理のアルゴリズムフローチャートを示す。特に
図４は、平文の６４ビットブロックが２つの３２ビット
（Ｌ1（左）およびＲ1（右））に分割されることを示
す。
【００２８】第１の丸めにおいて、Ｒ1は丸め関数ｆ1で
内部鍵Ｋ1を使用して修正される。各丸めにおいて、特
定の内部鍵を発生するための鍵スケジューリングを以下
に詳細に記述する。ｆ1の出力は、Ｒ’1であり、その
Ｒ’1と左のデータブロックの半分Ｌ1とがモジュロ２で
加えられ、変換されたデータブロックの半分を生成す
る。変換されたデータブロックの半分は、第２の丸めの
ために入力Ｒ2に用いられる。Ｒ1は、第２の丸めのため
に左のデータブロックの半分Ｌ2に直接用いられる。同
じプロセスが８つの丸めによって繰り返され、暗号文を
形成するために連結されるＬ9およびＲ9を発生する。
内部鍵Ｋ1を使用して修正される。各丸めにおいて、特
定の内部鍵を発生するための鍵スケジューリングを以下
に詳細に記述する。ｆ1の出力は、Ｒ’1であり、その
Ｒ’1と左のデータブロックの半分Ｌ1とがモジュロ２で
加えられ、変換されたデータブロックの半分を生成す
る。変換されたデータブロックの半分は、第２の丸めの
ために入力Ｒ2に用いられる。Ｒ1は、第２の丸めのため
に左のデータブロックの半分Ｌ2に直接用いられる。同
じプロセスが８つの丸めによって繰り返され、暗号文を
形成するために連結されるＬ9およびＲ9を発生する。
【００２９】図５は、図４と同じパラメータを使用し
て、丸めｉを行う丸め関数ｆiの一実施例を詳細に示す
図である。この実施例によると、１６ビット長の内部鍵
Ｋiは、特定の鍵スケジューリング機構７０を介して、
６４ビットの鍵Ｋから選択される。１６ビットは２つの
８ビットに分割される。第１のバイトは、８×３２のｓ
−ボックス（Ｓ５）を、第２のバイトはｓ−ボックス
（Ｓ６）を通り、３２ビット出力７２に出力される。Ｓ
５およびＳ６の出力はＸＯＲ演算され、修正された３２
ビット長の内部鍵Ｋ’i７４を発生する。データブロッ
クの半分Ｒiと修正された内部鍵Ｋ’iはＸＯＲ演算さ
れ、３２ビット長の第１の修正されたデータブロックの
半分Ｒ”i７６を発生する。このデータブロックＲ”i７
６は、４分割され、その各々はＳ１、Ｓ２、Ｓ３および
Ｓ４の４つの８×３２のｓ−ボックス７８に入力され
る。これらの４つのｓ−ボックスの出力は、再びＸＯＲ
演算され３２ビット長の第２の修正されたデータブロッ
クの半分Ｒ’iを形成する。
て、丸めｉを行う丸め関数ｆiの一実施例を詳細に示す
図である。この実施例によると、１６ビット長の内部鍵
Ｋiは、特定の鍵スケジューリング機構７０を介して、
６４ビットの鍵Ｋから選択される。１６ビットは２つの
８ビットに分割される。第１のバイトは、８×３２のｓ
−ボックス（Ｓ５）を、第２のバイトはｓ−ボックス
（Ｓ６）を通り、３２ビット出力７２に出力される。Ｓ
５およびＳ６の出力はＸＯＲ演算され、修正された３２
ビット長の内部鍵Ｋ’i７４を発生する。データブロッ
クの半分Ｒiと修正された内部鍵Ｋ’iはＸＯＲ演算さ
れ、３２ビット長の第１の修正されたデータブロックの
半分Ｒ”i７６を発生する。このデータブロックＲ”i７
６は、４分割され、その各々はＳ１、Ｓ２、Ｓ３および
Ｓ４の４つの８×３２のｓ−ボックス７８に入力され
る。これらの４つのｓ−ボックスの出力は、再びＸＯＲ
演算され３２ビット長の第２の修正されたデータブロッ
クの半分Ｒ’iを形成する。
【００３０】このように、丸めｉの丸め関数ｆiは、以
下のように定義される。 Ｒ’i＝ｆi（Ｒi、Ｋi）＝ＳＵＭ Ｓj［Ｒ”i,j］ ここで、 Ｒ”i＝Ｒi XOR Ｓ５［Ｋi,1］XOR Ｓ６［Ｋ
i,2］ Ｒ”i,jは、Ｒ”iのｊ番目のバイトであり、そして加算
は、ｊ＝１から４で行われる。 Ｓ１［Ｒ”i,j］、Ｓ２［Ｒ”i,2］、・・・Ｓ６［Ｋ
i,2］ は、それぞれ、ｓ−ボックスＳ１によるＲ”iの第１バ
イトの変換、ｓ−ボックスＳ２によるＲ”iの第２バイ
トの変換、・・・およびｓ−ボックスＳ６による内部鍵
Ｋiの第２バイトの変換を表している。
下のように定義される。 Ｒ’i＝ｆi（Ｒi、Ｋi）＝ＳＵＭ Ｓj［Ｒ”i,j］ ここで、 Ｒ”i＝Ｒi XOR Ｓ５［Ｋi,1］XOR Ｓ６［Ｋ
i,2］ Ｒ”i,jは、Ｒ”iのｊ番目のバイトであり、そして加算
は、ｊ＝１から４で行われる。 Ｓ１［Ｒ”i,j］、Ｓ２［Ｒ”i,2］、・・・Ｓ６［Ｋ
i,2］ は、それぞれ、ｓ−ボックスＳ１によるＲ”iの第１バ
イトの変換、ｓ−ボックスＳ２によるＲ”iの第２バイ
トの変換、・・・およびｓ−ボックスＳ６による内部鍵
Ｋiの第２バイトの変換を表している。
【００３１】各ボックスは、ｍ＜ｎであるため、必然的
にデータ拡張が発生するが、このような方法でｓ−ボッ
クスのセットを使用すると、データブロックの半分の拡
張は起こらない。従って、この暗号化システムは等しい
入出力ブロックサイズを有する。
にデータ拡張が発生するが、このような方法でｓ−ボッ
クスのセットを使用すると、データブロックの半分の拡
張は起こらない。従って、この暗号化システムは等しい
入出力ブロックサイズを有する。
【００３２】（Ａ）（ｍ×ｎ）のｓ−ボックス（ｍ<<
ｎ）の設計 上述したように、ＤＥＳのような暗号システムの安全性
は、主にそのｓ−ボックスにかかっている。しかしなが
ら、実際には、それらボックスの設計はしばしば専門的
で機密的なものである。本発明によると、好ましいｓ−
ボックスは、以下に示すように比較的に簡単な形態で設
計することができる。（ｍ×ｎ）のｓ−ボックスは、２
m×ｎバイナリ・マトリクスＭで表され、ここで各列は
ｍ入力変数のブール関数に対応するバイナリ・ベクトル
であり、所定の入力に対して単一の出力ビットの応答を
形成する。したがって、マトリクスＭ（１＜ｉ＜２m）
の行ｉは、ｉ番目の入力ベクトルから生じるｎビット出
力ベクトルである。
ｎ）の設計 上述したように、ＤＥＳのような暗号システムの安全性
は、主にそのｓ−ボックスにかかっている。しかしなが
ら、実際には、それらボックスの設計はしばしば専門的
で機密的なものである。本発明によると、好ましいｓ−
ボックスは、以下に示すように比較的に簡単な形態で設
計することができる。（ｍ×ｎ）のｓ−ボックスは、２
m×ｎバイナリ・マトリクスＭで表され、ここで各列は
ｍ入力変数のブール関数に対応するバイナリ・ベクトル
であり、所定の入力に対して単一の出力ビットの応答を
形成する。したがって、マトリクスＭ（１＜ｉ＜２m）
の行ｉは、ｉ番目の入力ベクトルから生じるｎビット出
力ベクトルである。
【００３３】２次元ウォルシュ・アダマール変換の正規
化ベクトルのすべての係数が＋１または−１である場
合、バイナリ・ベクトルは曲げられる。ウォルシュ・ア
ダマール変換は、フーリエ変換のバイナリ・アナログで
ある。バイナリ曲げベクトルは十分に定義されており、
これ以上の説明は必要でない。しかし、非常に多くのそ
のようなベクトルが知られており、本発明においてもそ
のようなベクトルを容易に使用できる。
化ベクトルのすべての係数が＋１または−１である場
合、バイナリ・ベクトルは曲げられる。ウォルシュ・ア
ダマール変換は、フーリエ変換のバイナリ・アナログで
ある。バイナリ曲げベクトルは十分に定義されており、
これ以上の説明は必要でない。しかし、非常に多くのそ
のようなベクトルが知られており、本発明においてもそ
のようなベクトルを容易に使用できる。
【００３４】上述したように、曲げ関数の（ｍ×ｎ）の
ｓ−ボックスは、ｍ≧２ｎの場合に限り存在する。本発
明においては、部分的に曲げ関数である（ｍ×ｎ）のｓ
−ボックスを形成するためのｓ−ボックス設計を使用す
る。ここで、ｍ＜ｎおよびｍ＜ｌｏｇ｛ｎ、ｎ／２｝、
｛ｎ、ｎ／２｝の表記はｎからｎ／２を選ぶ可能な組み
合わせを表わす。ｓ−ボックスは、ｓ−ボックスを表す
バイナリ・マトリクスＭの列が曲げられる場合、部分的
に曲げ関数になるように構成される。しかし、（モジュ
ロ２で加算された）これらの列の非ゼロ線形組み合わせ
の少くとも一つは曲げられない。
ｓ−ボックスは、ｍ≧２ｎの場合に限り存在する。本発
明においては、部分的に曲げ関数である（ｍ×ｎ）のｓ
−ボックスを形成するためのｓ−ボックス設計を使用す
る。ここで、ｍ＜ｎおよびｍ＜ｌｏｇ｛ｎ、ｎ／２｝、
｛ｎ、ｎ／２｝の表記はｎからｎ／２を選ぶ可能な組み
合わせを表わす。ｓ−ボックスは、ｓ−ボックスを表す
バイナリ・マトリクスＭの列が曲げられる場合、部分的
に曲げ関数になるように構成される。しかし、（モジュ
ロ２で加算された）これらの列の非ゼロ線形組み合わせ
の少くとも一つは曲げられない。
【００３５】このような部分的な曲げ関数ｓ−ボックス
は、次に述べるように構成される。ここで、ｍ、ｎ、ｒ
は、上で定義された通りである。 （ａ）公知のバイナリ・ベクトルから、２m長のｎ個の
バイナリ曲げベクトルφi（ｉ＝１、２、・・・、ｎ）
を選択し、これらのベクトルの組み合わせ（モジュロ
２）が高度の非線形ベクトルになるようにする。ここ
で、高度の非線形ベクトルとは線形ベクトルからの大き
なハミング距離を有するベクトルである。 （ｂ）ハミング重みが（２m-1＋２(m/2)-1）になるよう
にφiの半分を選択し、残りの半分は、（２m-1−２
(m/2)-1）の重みになるようにする。これらは、２m長の
バイナリ曲げベクトルに対して可能な２つの重みであ
る。ハミング重みは、バイナリ・ベクトル中の１の数で
あり、２つ以上のバイナリ・ベクトルの間のハミング距
離は、これらのベクトルをＸＯＲ演算した結果のハミン
グ重みである。 （ｃ）ｎ個のφiがｓ−ボックスを表すマトリクスＭの
列になるようにセットする。 （ｄ）マトリクスＭが２mの別の行を有し、各行のハミ
ング重みおよび一対の行間のハミング距離がｎ／２に近
いかをチェックする。すなわち、各重みの集合および各
距離の集合は、ｎ／２の平均を有し、ゼロではない適当
に小さい変数を有する。 （ｅ）これらの条件が満たされない場合、状件が満たさ
れるまで適当な曲げベクトル（すなわち、候補φi）の
選択およびマトリクスのチェックを続行する。
は、次に述べるように構成される。ここで、ｍ、ｎ、ｒ
は、上で定義された通りである。 （ａ）公知のバイナリ・ベクトルから、２m長のｎ個の
バイナリ曲げベクトルφi（ｉ＝１、２、・・・、ｎ）
を選択し、これらのベクトルの組み合わせ（モジュロ
２）が高度の非線形ベクトルになるようにする。ここ
で、高度の非線形ベクトルとは線形ベクトルからの大き
なハミング距離を有するベクトルである。 （ｂ）ハミング重みが（２m-1＋２(m/2)-1）になるよう
にφiの半分を選択し、残りの半分は、（２m-1−２
(m/2)-1）の重みになるようにする。これらは、２m長の
バイナリ曲げベクトルに対して可能な２つの重みであ
る。ハミング重みは、バイナリ・ベクトル中の１の数で
あり、２つ以上のバイナリ・ベクトルの間のハミング距
離は、これらのベクトルをＸＯＲ演算した結果のハミン
グ重みである。 （ｃ）ｎ個のφiがｓ−ボックスを表すマトリクスＭの
列になるようにセットする。 （ｄ）マトリクスＭが２mの別の行を有し、各行のハミ
ング重みおよび一対の行間のハミング距離がｎ／２に近
いかをチェックする。すなわち、各重みの集合および各
距離の集合は、ｎ／２の平均を有し、ゼロではない適当
に小さい変数を有する。 （ｅ）これらの条件が満たされない場合、状件が満たさ
れるまで適当な曲げベクトル（すなわち、候補φi）の
選択およびマトリクスのチェックを続行する。
【００３６】他の実施例によると、部分的に曲げ関数の
８×３２のｓ−ボックスは、以下に述べる通りさらに構
造的プロセスを用いてより簡単に設計できる。 （ａ’）公知のバイナリ曲げベクトルのプールから２8
長の第１のバイナリ曲げベクトルを選択する。 （ｂ’）同じ長さの第２の曲げベクトルを選択し、第１
および第２ベクトル間のハミング距離を測定する。測定
されたハミング距離が所定の現在の好ましい閾値を越え
る場合、第２の曲げベクトルを維持する。 （ｃ’）同じ長さの第３の曲げベクトルを選択し、第
１、第２および第３のベクトル間のすべての可能なハミ
ング距離を測定する。すべての測定されたハミング距離
が閾値を越える場合、第３の曲げベクトルを維持する。 （ｄ’）上記のプロセスは、第４、第５の曲げベクトル
に対しおよびそれ以降の曲げベクトルに対して行われ、
３２の曲げベクトルが選択されるまで続行される。各ス
テップにおいて、すべての可能なハミング距離が閾値を
越えるか否かがチェックされる。 （ｅ’）３２の選択されたベクトルがベクトルＭの列に
なるようにセットする。 （ｆ’）必要に応じて、上述のステップ（ｂ）および
（ｄ）の条件を満たすように、適当なバイナリ線形のベ
クトルとマトリクスＭの列をＸＯＲ演算する。その結果
得られたマトリクスＭが（ｍ×ｎ）のｓ−ボックスであ
る。
８×３２のｓ−ボックスは、以下に述べる通りさらに構
造的プロセスを用いてより簡単に設計できる。 （ａ’）公知のバイナリ曲げベクトルのプールから２8
長の第１のバイナリ曲げベクトルを選択する。 （ｂ’）同じ長さの第２の曲げベクトルを選択し、第１
および第２ベクトル間のハミング距離を測定する。測定
されたハミング距離が所定の現在の好ましい閾値を越え
る場合、第２の曲げベクトルを維持する。 （ｃ’）同じ長さの第３の曲げベクトルを選択し、第
１、第２および第３のベクトル間のすべての可能なハミ
ング距離を測定する。すべての測定されたハミング距離
が閾値を越える場合、第３の曲げベクトルを維持する。 （ｄ’）上記のプロセスは、第４、第５の曲げベクトル
に対しおよびそれ以降の曲げベクトルに対して行われ、
３２の曲げベクトルが選択されるまで続行される。各ス
テップにおいて、すべての可能なハミング距離が閾値を
越えるか否かがチェックされる。 （ｅ’）３２の選択されたベクトルがベクトルＭの列に
なるようにセットする。 （ｆ’）必要に応じて、上述のステップ（ｂ）および
（ｄ）の条件を満たすように、適当なバイナリ線形のベ
クトルとマトリクスＭの列をＸＯＲ演算する。その結果
得られたマトリクスＭが（ｍ×ｎ）のｓ−ボックスであ
る。
【００３７】本発明の他の実施例によると、上述のプロ
セスは、すべてのハミング距離を測定せずに、すでに選
ばれた候補ベクトル間の３つのベクトルの部分集合のハ
ミング距離を測定することによってより簡潔化できる。
言い換えれば、上述のステップ（ｄ’）は、以下に述べ
るステップ（ｄ”）に置き換え可能である。 （ｄ”）上記のプロセスは、第４、第５の曲げベクトル
に対しおよびそれ以降の曲げベクトルに対して行われ、
３２の曲げベクトルが選択されるまで続行される。各ス
テップにおいて、すべての３つの部分集合間のハミング
距離が閾値を越えるか否かがチェックされる。
セスは、すべてのハミング距離を測定せずに、すでに選
ばれた候補ベクトル間の３つのベクトルの部分集合のハ
ミング距離を測定することによってより簡潔化できる。
言い換えれば、上述のステップ（ｄ’）は、以下に述べ
るステップ（ｄ”）に置き換え可能である。 （ｄ”）上記のプロセスは、第４、第５の曲げベクトル
に対しおよびそれ以降の曲げベクトルに対して行われ、
３２の曲げベクトルが選択されるまで続行される。各ス
テップにおいて、すべての３つの部分集合間のハミング
距離が閾値を越えるか否かがチェックされる。
【００３８】特定の例をあげると、第５のベクトルを選
ぶために、第５のベクトルと４つのベクトルの中から選
択された２つのベクトル、例えば、それぞれ第１、第２
および第５のベクトル間；第１、第３および第５のベク
トル間；第１、第４および第５のベクトル間；第２、第
３および第５のベクトル間；第２、第４および第５のベ
クトル間；第３、第４および第５のベクトル間の距離の
ハミング距離を測定する。すべての距離が閾値を越える
場合、第５のベクトルを維持する。
ぶために、第５のベクトルと４つのベクトルの中から選
択された２つのベクトル、例えば、それぞれ第１、第２
および第５のベクトル間；第１、第３および第５のベク
トル間；第１、第４および第５のベクトル間；第２、第
３および第５のベクトル間；第２、第４および第５のベ
クトル間；第３、第４および第５のベクトル間の距離の
ハミング距離を測定する。すべての距離が閾値を越える
場合、第５のベクトルを維持する。
【００３９】図６および図７は上述のように設計された
２つのｓ−ボックスのサンプルを示す図である。ｓ−ボ
ックスは行列に配列され、検索を容易にするために２進
数の代わりに１６進数で示されている。これらの図は、
以下のように構成されている。第１列、第１行が第１の
ｓ−ボックスのエントリ、第１行、第２列が第２のｓ−
ボックスのエントリ、第２行、第１列が第９のｓ−ボッ
クスのエントリ、第３２行、第８列が第２５６のｓ−ボ
ックスのエントリである。
２つのｓ−ボックスのサンプルを示す図である。ｓ−ボ
ックスは行列に配列され、検索を容易にするために２進
数の代わりに１６進数で示されている。これらの図は、
以下のように構成されている。第１列、第１行が第１の
ｓ−ボックスのエントリ、第１行、第２列が第２のｓ−
ボックスのエントリ、第２行、第１列が第９のｓ−ボッ
クスのエントリ、第３２行、第８列が第２５６のｓ−ボ
ックスのエントリである。
【００４０】上述のように構成されたｓ−ボックスは、
以下の特性を有している。 ・各行のゼロと１がほぼ半々であるためにかなり”混
乱”が生じる。 ・１対のどの行の合計（モジュロ２）もゼロと１がほぼ
半々であるためにかなりのなだれ（アバランシェ）を生
じる。 ・マトリクス列として曲げベクトルを使用するため、各
出力ビットは入力ベクトルの変化に理想的に応答する。 ・さらに、非線形的の曲げ関数を使用することによっ
て、ｓ−ボックスから”理想的”な動作を保証できる。
すなわち、ｍ入力ビットが何らかの変化（単一ビットか
ら多重ビットへ、全補数へ）をすると、他のすべての出
力ビットと独立に、１／２の確率で各ｎ出力ビットを変
化させる。
以下の特性を有している。 ・各行のゼロと１がほぼ半々であるためにかなり”混
乱”が生じる。 ・１対のどの行の合計（モジュロ２）もゼロと１がほぼ
半々であるためにかなりのなだれ（アバランシェ）を生
じる。 ・マトリクス列として曲げベクトルを使用するため、各
出力ビットは入力ベクトルの変化に理想的に応答する。 ・さらに、非線形的の曲げ関数を使用することによっ
て、ｓ−ボックスから”理想的”な動作を保証できる。
すなわち、ｍ入力ビットが何らかの変化（単一ビットか
ら多重ビットへ、全補数へ）をすると、他のすべての出
力ビットと独立に、１／２の確率で各ｎ出力ビットを変
化させる。
【００４１】したがって、平均して、出力ビットのおよ
そ半分は変化し、ｓ−ボックス出力はモジュロ２で加算
されるので、修正されたデータブロックの半分中のほぼ
半分のビットが反転する。これは、いくつのｓ−ボック
スがそれらの入力を修正したかに関わらず真である。と
いうのは、バイナリ・ベクトルの非ゼロの集合中のほぼ
半分のビットをランダムに変化させることによって、モ
ジュロ２の加算中でビットのほぼ半分はランダムに変化
する。
そ半分は変化し、ｓ−ボックス出力はモジュロ２で加算
されるので、修正されたデータブロックの半分中のほぼ
半分のビットが反転する。これは、いくつのｓ−ボック
スがそれらの入力を修正したかに関わらず真である。と
いうのは、バイナリ・ベクトルの非ゼロの集合中のほぼ
半分のビットをランダムに変化させることによって、モ
ジュロ２の加算中でビットのほぼ半分はランダムに変化
する。
【００４２】この設計は、順列層を必要としないことに
注目すべきである。他の公知のシステムにおいては、順
列は必須である。なぜなら、ｓ−ボックスはデータブロ
ックの半分（半分のメッセージ）のサイズに比較して小
さく、また、順列は単一のｓ−ボックスからデータブロ
ックの半分になだれ（アバランシェ）を広げるように働
き、それによって、これらの変化は次の丸め中でいくつ
かのｓ−ボックスに入力されるからである。本発明のシ
ステムにおいては、各ｓ−ボックスは、全メッセージの
半分に直接影響を与えるので、変化は順列層なしで次の
丸め中の多くのｓ−ボックスに影響を与えるように保証
される。
注目すべきである。他の公知のシステムにおいては、順
列は必須である。なぜなら、ｓ−ボックスはデータブロ
ックの半分（半分のメッセージ）のサイズに比較して小
さく、また、順列は単一のｓ−ボックスからデータブロ
ックの半分になだれ（アバランシェ）を広げるように働
き、それによって、これらの変化は次の丸め中でいくつ
かのｓ−ボックスに入力されるからである。本発明のシ
ステムにおいては、各ｓ−ボックスは、全メッセージの
半分に直接影響を与えるので、変化は順列層なしで次の
丸め中の多くのｓ−ボックスに影響を与えるように保証
される。
【００４３】（Ｂ）鍵スケジューリング 鍵は暗号設計において非常に重要である。鍵スケジュー
ルは、鍵／暗号文の厳格なアバランシェ基準（ＳＡＣ）
およびビット独立基準（ＢＩＣ）の保証をする必要があ
る。すなわち、各暗号文ビットは、複雑で、非線形の方
法で、全ての鍵ビットに依存すべきであり、また、鍵の
変化は、実質的に他の暗号文ビットから独立して、各暗
号文ビットがほぼ２分の１の確率で変化するようにすべ
きである。一方、実施の点から見ると、鍵スケジュール
はできるだけ簡単であることが好ましい。本発明におい
ては、鍵のサイズは、２ｎビットのブロックサイズであ
る。各丸めにおいては、上述のように、鍵はｓ＊ｍビッ
トが使用され、ｓ（ｍ×ｎ）のｓ−ボックスの入力とし
て使用される。ｓ（ｍ×ｎ）のｓ−ボックスは、ｎビッ
トのデータブロックの半分とモジュロ２で加算されるｓ
個のｎビット出力を発生する。ｓ−ボックスの特性の故
に、丸め時の鍵ビットへの変化は、その丸め時の修正さ
れたデータブロックの半分中のビットのほぼ半分をラン
ダムに変更させる。
ルは、鍵／暗号文の厳格なアバランシェ基準（ＳＡＣ）
およびビット独立基準（ＢＩＣ）の保証をする必要があ
る。すなわち、各暗号文ビットは、複雑で、非線形の方
法で、全ての鍵ビットに依存すべきであり、また、鍵の
変化は、実質的に他の暗号文ビットから独立して、各暗
号文ビットがほぼ２分の１の確率で変化するようにすべ
きである。一方、実施の点から見ると、鍵スケジュール
はできるだけ簡単であることが好ましい。本発明におい
ては、鍵のサイズは、２ｎビットのブロックサイズであ
る。各丸めにおいては、上述のように、鍵はｓ＊ｍビッ
トが使用され、ｓ（ｍ×ｎ）のｓ−ボックスの入力とし
て使用される。ｓ（ｍ×ｎ）のｓ−ボックスは、ｎビッ
トのデータブロックの半分とモジュロ２で加算されるｓ
個のｎビット出力を発生する。ｓ−ボックスの特性の故
に、丸め時の鍵ビットへの変化は、その丸め時の修正さ
れたデータブロックの半分中のビットのほぼ半分をラン
ダムに変更させる。
【００４４】鍵に使用されるｓ個のｓ−ボックスは、互
換クラスから分離されるべきであり、さらに、ｓ−ボッ
クス出力の保証されたキャンセルが存在しないように、
データブロックの半分修正中で使用される他のｒ個のｓ
−ボックスから分離されたクラス中にあるべきである。
集合上の互換性の関係は、反射および対称の特性関係で
ある。２つのｓ−ボックスは、それらが、共通の１以上
のブール関数を有する場合、あるいは、１つのブール関
数が他方のブール関数の線形の変形である場合（たとえ
ば、そのビット方向の補間）、同じ互換性クラスにある
といえる。
換クラスから分離されるべきであり、さらに、ｓ−ボッ
クス出力の保証されたキャンセルが存在しないように、
データブロックの半分修正中で使用される他のｒ個のｓ
−ボックスから分離されたクラス中にあるべきである。
集合上の互換性の関係は、反射および対称の特性関係で
ある。２つのｓ−ボックスは、それらが、共通の１以上
のブール関数を有する場合、あるいは、１つのブール関
数が他方のブール関数の線形の変形である場合（たとえ
ば、そのビット方向の補間）、同じ互換性クラスにある
といえる。
【００４５】丸めｉ中で選択されたｓ＊ｍ鍵ビットは、
丸めｉ＋１中で選択されたｓ＊ｍ鍵ビットと異なるべき
である。というのは、よく知られているように、回転鍵
を有しないＤＥＳのような暗号システムは壊れることが
あるためである。他の必要条件は、鍵ビットが初めて最
後の丸め中で使用された場合、そのビットを補足するこ
とは、単にデータブロックの半分に影響を及ぼすだけで
あるので、ネットワークは鍵／暗号文の完全なテストが
できなくなる。したがって、すべての鍵ビットは、遅く
とも第２の最後の丸めが使用されなければならない。
丸めｉ＋１中で選択されたｓ＊ｍ鍵ビットと異なるべき
である。というのは、よく知られているように、回転鍵
を有しないＤＥＳのような暗号システムは壊れることが
あるためである。他の必要条件は、鍵ビットが初めて最
後の丸め中で使用された場合、そのビットを補足するこ
とは、単にデータブロックの半分に影響を及ぼすだけで
あるので、ネットワークは鍵／暗号文の完全なテストが
できなくなる。したがって、すべての鍵ビットは、遅く
とも第２の最後の丸めが使用されなければならない。
【００４６】本発明の実施例においては、ＫＥＹ（初期
鍵）＝k1k2k3k4k5k6k7k8であり、ここでkiは、ＫＥＹの
第ｉ番目のバイトである。従って、鍵スケジュールは、
以下のようになる。 丸めｉでの内部鍵 鍵のバイト（８バイト） Ｋ1 k1、k2 Ｋ2 k3、k4 Ｋ3 k5、k6 Ｋ4 k7、k8 Ｋ5 k4'、k3' Ｋ6 k2'、k1' Ｋ7 k8'、k7' Ｋ8 k6'、k5' ＫＥＹは、丸め４と丸め５との間でＫＥＹ’＝k1'k2'k
3'k4'k5'k6'k7'k8'に変換される。その変換は、以下の
ように定義される。 （k1'k2'k3'k4'）＝（k1k2k3k4)＋Ｓ５［k5］＋Ｓ６［k
7］ （k5'k6'k7'k8'）＝（k5k6k7k8）＋Ｓ５［k2'］＋Ｓ６
［k4'］ ＫＥＹ’のバイトは、上述のように残りの４つの内部鍵
を構成するために用いられる。
鍵）＝k1k2k3k4k5k6k7k8であり、ここでkiは、ＫＥＹの
第ｉ番目のバイトである。従って、鍵スケジュールは、
以下のようになる。 丸めｉでの内部鍵 鍵のバイト（８バイト） Ｋ1 k1、k2 Ｋ2 k3、k4 Ｋ3 k5、k6 Ｋ4 k7、k8 Ｋ5 k4'、k3' Ｋ6 k2'、k1' Ｋ7 k8'、k7' Ｋ8 k6'、k5' ＫＥＹは、丸め４と丸め５との間でＫＥＹ’＝k1'k2'k
3'k4'k5'k6'k7'k8'に変換される。その変換は、以下の
ように定義される。 （k1'k2'k3'k4'）＝（k1k2k3k4)＋Ｓ５［k5］＋Ｓ６［k
7］ （k5'k6'k7'k8'）＝（k5k6k7k8）＋Ｓ５［k2'］＋Ｓ６
［k4'］ ＫＥＹ’のバイトは、上述のように残りの４つの内部鍵
を構成するために用いられる。
【００４７】この鍵スケジュールは、いくつかの価値あ
る特徴を有している。第１に、各鍵バイトは影響を２回
及ぼす。その１回は最初の４つの丸めであり、もう１回
は最後の４つの丸めである。第２に、各鍵バイトは、ｓ
−ボックスＳ５に影響を与えるために１回使用され、ｓ
一ボックスＳ６に影響を与えるために１回使用される。
第３に、どの鍵バイトも２つの連続する丸めには使用さ
れない。第４に、最後の４つの丸め中の鍵バイトは、最
初の４つの丸め中の鍵バイト（これは「中央での一致」
攻撃が容易である）と逆の順序になっていない。最後
に、図４から明確なように、初めの平文の左半分は、ｆ
1、ｆ3、ｆ5およびｆ7によって修正され、右半分は
ｆ2、ｆ4、ｆ6およびｆ8によって修正される。
る特徴を有している。第１に、各鍵バイトは影響を２回
及ぼす。その１回は最初の４つの丸めであり、もう１回
は最後の４つの丸めである。第２に、各鍵バイトは、ｓ
−ボックスＳ５に影響を与えるために１回使用され、ｓ
一ボックスＳ６に影響を与えるために１回使用される。
第３に、どの鍵バイトも２つの連続する丸めには使用さ
れない。第４に、最後の４つの丸め中の鍵バイトは、最
初の４つの丸め中の鍵バイト（これは「中央での一致」
攻撃が容易である）と逆の順序になっていない。最後
に、図４から明確なように、初めの平文の左半分は、ｆ
1、ｆ3、ｆ5およびｆ7によって修正され、右半分は
ｆ2、ｆ4、ｆ6およびｆ8によって修正される。
【００４８】鍵スケジュールにおいては、ｉが奇数の場
合、各鍵バイトはｆiに影響を及ぼすように用いられ、
ｉが偶数の場合、鍵バイトはｆiに影響を及ぼすように
用いられる。上述の説明および図５から理解できるよう
に、本発明は、従来技術と違って、内部鍵を作るために
ｓ−ボックスに依存し、各丸めに対しては修正された内
部鍵に依存することである。他の鍵スケジュールは、典
型的には、複素数ビット選択アルゴリズムを用いて、最
初の鍵から丸めｉに対する内部鍵のビットを選択する。
しかしながら、ビット選択アルゴリズムにおける欠点
は、丸めの数に関係なく、暗号の単純な暗号解読ができ
ることである。本発明のスケジュールは、非常に単純な
ビット選択アルゴリズムおよび一組の鍵スケジュールｓ
−ボックスを使用して、変換丸め用の内部鍵および修正
された内部鍵を作成する。
合、各鍵バイトはｆiに影響を及ぼすように用いられ、
ｉが偶数の場合、鍵バイトはｆiに影響を及ぼすように
用いられる。上述の説明および図５から理解できるよう
に、本発明は、従来技術と違って、内部鍵を作るために
ｓ−ボックスに依存し、各丸めに対しては修正された内
部鍵に依存することである。他の鍵スケジュールは、典
型的には、複素数ビット選択アルゴリズムを用いて、最
初の鍵から丸めｉに対する内部鍵のビットを選択する。
しかしながら、ビット選択アルゴリズムにおける欠点
は、丸めの数に関係なく、暗号の単純な暗号解読ができ
ることである。本発明のスケジュールは、非常に単純な
ビット選択アルゴリズムおよび一組の鍵スケジュールｓ
−ボックスを使用して、変換丸め用の内部鍵および修正
された内部鍵を作成する。
【００４９】鍵は、それ自身の逆の場合に弱く、また、
弱くなくてもその逆が簡単に見つかる場合、やや弱くな
る。平文の暗号化を鍵Ｈの下で行われ、その同一の平文
の復号が鍵Ｋの下で行われ場合、鍵Ｈは鍵Ｋの逆にな
る。ｓ−ボックスがスケジュールそれ自身、たとえば、
内部鍵および修正された内部鍵中で用いられたという事
実によって、現在の鍵スケジューリング機構を使用する
暗号化システムが弱い鍵およびやや弱い鍵を有していな
いことが分かる。
弱くなくてもその逆が簡単に見つかる場合、やや弱くな
る。平文の暗号化を鍵Ｈの下で行われ、その同一の平文
の復号が鍵Ｋの下で行われ場合、鍵Ｈは鍵Ｋの逆にな
る。ｓ−ボックスがスケジュールそれ自身、たとえば、
内部鍵および修正された内部鍵中で用いられたという事
実によって、現在の鍵スケジューリング機構を使用する
暗号化システムが弱い鍵およびやや弱い鍵を有していな
いことが分かる。
【００５０】本発明の鍵スケジュールにおいては関連鍵
がないので、すなわち、前の内部鍵から派生した内部鍵
のアルゴリズムは、変換ステップの使用による全ての丸
めと同じではないので、本発明は関連の鍵暗号解読に対
して免疫を有する。鍵スケジュールを使用す暗号化は、
「選択鍵−選択された平文」、「選択鍵−公知の平文」
または「選択平文−関連の鍵」の攻撃を受けにくい。さ
らに、本発明は、公知の相補特性を有していないので、
このタイプの弱さに基づく少ない鍵サーチによる害を受
けにくい。
がないので、すなわち、前の内部鍵から派生した内部鍵
のアルゴリズムは、変換ステップの使用による全ての丸
めと同じではないので、本発明は関連の鍵暗号解読に対
して免疫を有する。鍵スケジュールを使用す暗号化は、
「選択鍵−選択された平文」、「選択鍵−公知の平文」
または「選択平文−関連の鍵」の攻撃を受けにくい。さ
らに、本発明は、公知の相補特性を有していないので、
このタイプの弱さに基づく少ない鍵サーチによる害を受
けにくい。
【００５１】実施例２ 他の実施例においては、例えば、５、６または７バイト
程度の小さい鍵サイズが用いられる。これらの入力鍵
は、上述のような鍵スケジュール特性を犠牲にすること
なくゼロ・バイトを埋め込むことにより８バイトに拡張
できる。
程度の小さい鍵サイズが用いられる。これらの入力鍵
は、上述のような鍵スケジュール特性を犠牲にすること
なくゼロ・バイトを埋め込むことにより８バイトに拡張
できる。
【００５２】１２回の丸めが実行される他の実施例にお
いては、鍵スケジュールは以下のように拡張される。 丸めｉでの内部鍵 鍵のバイト（８バイト） Ｋ9 k1"、k4" Ｋ10 k3"、k2" Ｋ11 k5"、k8" Ｋ12 k7"、k6" この場合、第８と第９の丸め間で以下のＫＥＹ変換が実
行される。 （k1"k2"k3"k4"）＝（k1'k2'k3'k4'）XOR Ｓ５［k5'］
XOR Ｓ６［k7'］ （k5"k6"k7"k8"）＝（k5'k6'k7'k8'）XOR Ｓ５［k2”］
XOR Ｓ６［k4"］ ５、６あるいは７バイトの初期鍵に対して、８バイトへ
の拡張は、上記のように行われる。上の式において、XO
Rは排他的論理演算を示す。
いては、鍵スケジュールは以下のように拡張される。 丸めｉでの内部鍵 鍵のバイト（８バイト） Ｋ9 k1"、k4" Ｋ10 k3"、k2" Ｋ11 k5"、k8" Ｋ12 k7"、k6" この場合、第８と第９の丸め間で以下のＫＥＹ変換が実
行される。 （k1"k2"k3"k4"）＝（k1'k2'k3'k4'）XOR Ｓ５［k5'］
XOR Ｓ６［k7'］ （k5"k6"k7"k8"）＝（k5'k6'k7'k8'）XOR Ｓ５［k2”］
XOR Ｓ６［k4"］ ５、６あるいは７バイトの初期鍵に対して、８バイトへ
の拡張は、上記のように行われる。上の式において、XO
Rは排他的論理演算を示す。
【００５３】実施例３ さらに実用的な実施例において、丸め関数プロセスの残
りの部分から修正された内部鍵を発生するステップを分
離することによって、より効率的なシステムを構成でき
る。したがって、データブロックが暗号化をするために
到着するときには、すべての修正された内部鍵が準備で
きているように、丸め用の修正された内部鍵はその前に
作成することもできる。
りの部分から修正された内部鍵を発生するステップを分
離することによって、より効率的なシステムを構成でき
る。したがって、データブロックが暗号化をするために
到着するときには、すべての修正された内部鍵が準備で
きているように、丸め用の修正された内部鍵はその前に
作成することもできる。
【００５４】必要ならば、これまで述べてきた実施例に
多くの修正を加えることいよって、ネットワークの安全
性レベルを変えることができる。たとえば、より長い鍵
を使用して、余分な鍵バイトを余分なｓ−ボックスに入
れ、あるいは別な方法で、鍵スケジュール中で使用でき
る。一方、ブロックサイズは、他の所望の値に変え、ま
たは、丸めの数をネットワーク中で変えることによっ
て、暗号化／復号速度を変えることができる。
多くの修正を加えることいよって、ネットワークの安全
性レベルを変えることができる。たとえば、より長い鍵
を使用して、余分な鍵バイトを余分なｓ−ボックスに入
れ、あるいは別な方法で、鍵スケジュール中で使用でき
る。一方、ブロックサイズは、他の所望の値に変え、ま
たは、丸めの数をネットワーク中で変えることによっ
て、暗号化／復号速度を変えることができる。
【００５５】
【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
曲げ関数ｓ−ボックスを使用することによって、暗号解
読に対する攻撃に対し強力な免疫を有するデータを暗号
化するための対称暗号化方法およびシステムを得ること
ができる。
曲げ関数ｓ−ボックスを使用することによって、暗号解
読に対する攻撃に対し強力な免疫を有するデータを暗号
化するための対称暗号化方法およびシステムを得ること
ができる。
【図１】従来のＤＥＳ暗号化方法のアルゴリズムフロー
チャートを示す図である。
チャートを示す図である。
【図２】従来のＤＥＳの丸み関数を示す詳細なアルゴリ
ズムを示す図である。
ズムを示す図である。
【図３】本発明の暗号化方法のアルゴリズムフローチャ
ートを示す図である。
ートを示す図である。
【図４】本発明の一実施例の暗号化方法のアルゴリズム
フローチャートを示す図である。
フローチャートを示す図である。
【図５】本発明の一実施例の丸み関の詳細なアルゴリズ
ムを示す図である。
ムを示す図である。
【図６】本発明に従って設計されたｓ−ボックスの一例
を示す図である。
を示す図である。
【図７】本発明に従って設計されたｓ−ボックスの他の
例を示す図である。
例を示す図である。
１０ 初期順列 １２ 丸め関数 １４ 排他的論理和素子（ＸＯＲ） １６ 最終順列 ２０ 鍵スケジューリング ２２ 拡張器 ２４ 排他的論理和素子（ＸＯＲ） ２８ 連結器 ３０ 順列発生器 ３２ 出力Ｒi’ ７０ 鍵スケジューリング機構 ７２ ３２ビット出力 ７４ 内部鍵Ｋ’i ７６ データブロックＲ”i ７８ ｓ−ボックス
Claims (16)
- 【請求項１】 平文を各データブロックの半分の複数の
連続した変換丸めを含む所定のビット長のデータブロッ
ク中の暗号文に変換するデータの暗号化方法において、
各連続する変換丸めは、 鍵ビットの特定のビット組合せの内部鍵を選択し、 （ｍ×ｎ）の置換ボックスによって内部鍵を処理し、修
正された内部鍵を発生し、ここで、ｍおよびｎは、正の
偶整数であり、ｍ<<ｎ、ｍ＜ｌｏｇ｛ｎ、ｎ／２｝であ
り、｛ｎ／ｎ／２｝の表記はｎからｎ／２を選ぶ可能な
組み合わせを表わし、 各データブロックの半分と修正された内部鍵とを排他的
論理和（ＸＯＲ）演算し、第１の修正されたデータブロ
ックの半分を発生し、 複数の（ｍ×ｎ）の相互に異なる複数の置換ボックスに
よって第１の修正されたデータブロックの半分を処理
し、第２の修正されたデータブロックの半分を発生し、 第２の修正されたデータブロックの半分と残りのデータ
ブロックの半分をＸＯＲ演算し、変換丸めの変換された
データブロックの半分を発生させることを特徴とするデ
ータを暗号化するための対称暗号化方法。 - 【請求項２】 請求項１記載のデータを暗号化するため
の対称暗号化方法において、各ｓ−ボックスは、部分的
に曲げ関数のｓ−ボックスであることを特徴とするデー
タを暗号化するための対称暗号化方法。 - 【請求項３】 請求項２記載のデータを暗号化するため
の対称暗号化方法において、 連続的変換丸めは、偶数であり、変換された１つの丸め
のデータブロックの半分は、次の変換の丸めのための入
力として使用されるシーケンス中で実行されることを特
徴とするデータを暗号化するための対称暗号化方法。 - 【請求項４】 請求項３記載のデータを暗号化するため
の対称暗号化方法において、 所定の偶数の変換丸めの後に、最終的に変換された丸め
のデータブロックの半分は、残りのデータブロックの半
分と連結されることを特徴とするデータを暗号化するた
めの対称暗号化方法。 - 【請求項５】 平文を、２ｎビット（ｎは正の偶整数）
を含みかつ複数の連続した変換丸めを含むデータブロッ
ク中の暗号文に変換するデータの暗号化方法において、
各連続する変換丸めは、 鍵ビットの特定のビットの組合せおよびｓ＊ｍビット長
の内部鍵を選択し、ここで、ｓは正の整数、ｍは正の偶
整数であり、 ｓ個の（ｍ×ｎ）の相互に異なる置換ボックスによって
内部鍵を処理し、修正された内部鍵を発生し、ここで、
ｍ<<ｎ、ｍ＜ｌｏｇ｛ｎ、ｎ／２｝であり、｛ｎ、ｎ／
２｝の表記はｎからｎ／２を選ぶ可能な組み合わせを表
わし、 各データブロックの半分と修正された内部鍵とを排他的
論理和（ＸＯＲ）演算し、第１の修正されたデータブロ
ックの半分を発生し、 第１の修正されたデータブロックの半分をｒ部分に分割
し、ここでｒは正の整数であり、 ｒ個の（ｍ×ｎ）の相互に異なる置換ボックスによって
第１の修正されたデータブロックの半分の各部を処理
し、第２の修正されたデータブロックの半分を発生し、 第２の修正されたデータブロックの半分と残りのデータ
ブロックの半分をＸＯＲ演算し、変換丸めの変換された
データブロックの半分を発生させることを特徴とするデ
ータを暗号化するための対称暗号化方法。 - 【請求項６】 請求項５記載のデータを暗号化するため
の対称暗号化方法において、 連続的変換丸めは偶数であり、変換された１つの丸めの
データブロックの半分は次の変換の丸めのための入力と
して使用されるシーケンス中で実行されることを特徴と
するデータを暗号化するための対称暗号化方法。 - 【請求項７】 請求項６記載のデータを暗号化するため
の対称暗号化方法において、 所定の偶数の変換丸めの後に、最終的に変換された丸め
のデータブロックの半分は、残りのデータブロックの半
分と連結されることを特徴とするデータを暗号化するた
めの対称暗号化方法。 - 【請求項８】 請求項７記載のデータを暗号化するため
の対称暗号化方法において、 各データブロックは６４ビットを含み、ｓ−ボックスは
６つの部分的に曲げ関数の８×３２のｓ−ボックス（Ｓ
１、Ｓ２、Ｓ３、Ｓ４、Ｓ５およびＳ６）を含み、鍵ビ
ットは以下のk1、k2、k3、k4、k5、k6、k7およびk8の順
序の８バイトの鍵パターンを有し、その２つのバイトは
つぎのようなスケジュールに従って各丸めを行うため
の内部鍵として選択されることを特徴とするデータを暗
号化するための対称暗号化方法。 丸めｉでの内部鍵 鍵のバイト（８バイト） Ｋ1 k1、k2 Ｋ2 k3、k4 Ｋ3 k5、k6 Ｋ4 k7、k8 Ｋ5 k4'、k3' Ｋ6 k2'、k1' Ｋ7 k8'、k7' Ｋ8 k6'、k5' ここで、丸め４と丸め５との間で鍵ビットは、以下のよ
うに変換される。 （k1'k2'k3'k4'）＝（k1k2k3k4)＋Ｓ５［k5］＋Ｓ６［k
7］ （k5'k6'k7'k8'）＝（k5k6k7k8）＋Ｓ５［k2'］＋Ｓ６
［k4'］ ここで、Ｓ５［k5］、Ｓ６［k7］、Ｓ５［k2'］、Ｓ６
［k4'］はＳ５およびＳ６によって処理される。 - 【請求項９】 請求項８記載のデータを暗号化するため
の対称暗号化方法において、 以下の内部鍵を使用して追加の丸めが行われることを特
徴とするデータを暗号化するための対称暗号化方法。 丸めｉでの内部鍵 鍵のバイト（８バイト） Ｋ9 k1"、k4" Ｋ10 k3"、k2" Ｋ11 k5"、k8" Ｋ12 k7"、k6" ここで、第８と第９の丸め間で、鍵ビットは以下のよう
に変換される。 （k1"k2"k3"k4"）＝（k1'k2'k3'k4'）XOR Ｓ５［k5'］
XOR Ｓ６［k7'］ （k5"k6"k7"k8"）＝（k5'k6'k7'k8'）XOR Ｓ５［k2”］
XOR Ｓ６［k4"］ - 【請求項１０】 請求項１記載のデータを暗号化するた
めの対称暗号化方法において、 内部鍵を選択しおよびこの内部鍵を処理し、修正された
内部鍵を形成するステップは、第１の変換丸め中の各デ
ータブロックの半分をＸＯＲ演算するステップの前にす
べての連続する変換丸めを実行することを特徴とするデ
ータを暗号化するための対称暗号化方法。 - 【請求項１１】 請求項９記載のデータを暗号化するた
めの対称暗号化方法において、 すべての変換丸めに対するすべての内部鍵は、初期変換
丸めが実行される前に発生されていることを特徴とする
データを暗号化するための対称暗号化方法。 - 【請求項１２】 平文を各データブロックの半分の複数
の連続した変換丸めを含む所定のビット長のデータブロ
ック中の暗号文に変換するデータの暗号化システムにお
いて、 複数の部分的曲げ関数の（ｍ×ｎ）のｓ一ボックスを有
する、変換丸め関数手段を含み、ｍおよびｎは正の偶整
数であり、ｍ<<ｎ、ｍ＜ｌｏｇ｛ｎ、ｎ／２｝であり、
｛ｎ、ｎ／２｝の表記はｎからｎ／２を選ぶ可能な組み
合わせを表わし、 各ｓ−ボックスは、曲げられないベクトルの中で ２m
長のｎバイナリ曲げベクトルを含む２m×ｎバイナリ・
マトリクスであり、少くともひとつの曲げのない非ゼロ
線形組み合わせベクトルであることを特徴とするデータ
を暗号化するための対称暗号化システム。 - 【請求項１３】 請求項１２記載のデータを暗号化する
ための対称暗号化システムにおいて、 変換丸め関数手段は、内部鍵を処理して修正された内部
鍵を発生する第１の複数の部分的に曲げ関数である（ｍ
×ｎ）のｓ−ボックスと、データブロック修正された内
部鍵とを処理し、第２の部分的に曲げ関数を有する（ｍ
×ｎ）のｓ−ボックスを有することを特徴とするデータ
を暗号化するための対称暗号化システム。 - 【請求項１４】 請求項１３記載のデータを暗号化する
ための対称暗号化システムにおいて、 第１の複数のｓ−ボックスは、２つの部分的に曲げ関数
である８×３２のｓ−ボックスを含み、第２の複数のｓ
−ボックスは、４つの部分的に曲げ関数である８×３２
のｓ−ボックスを含むことを特徴とするデータを暗号化
するための対称暗号化システム。 - 【請求項１５】 請求項１３記載のデータを暗号化する
ための対称暗号化システムにおいて、 さらに、鍵ビットから特定のビット組合せ中の内部鍵を
選択する鍵スケジューリング機構と、１つの変換丸めに
対する１つの内部鍵を含むことを特徴とするデータを暗
号化するための対称暗号化システム。 - 【請求項１６】 請求項１４記載のデータを暗号化する
ための対称暗号化システムにおいて、 各ｓ−ボックスは、２8長の３２のバイナリ曲げベクト
ルを有し、曲げベクトル間のすべてのハミング距離は所
定の値より大きいことを特徴とするデータを暗号化する
ための対称暗号化システム。
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| US285678 | 1994-08-04 | ||
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| JPH0863097A true JPH0863097A (ja) | 1996-03-08 |
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