(57)【要約】本発明は、ランダムバイナリシーケンスに基づく、キーを付随式で調整可能にランダムに再構成するシーケンス暗号化方法を開示し、本方法は、以下のことを主な特徴とする。（１）既存のランダムシーケンスを用いて、暗号化ごとの初期に、シードランダムシーケンスを動的に構成する。（２）シードランダムシーケンスを用いて、固定長又は可変長のビットフィールドでランダムキーを擬似ランダムに構成する。（３）ランダムキーの擬似ランダム構成プロセスが暗号化プロセスに伴う。（４）排他的論理和演算の推移性を利用して、キーによる平文に対する可変頻度非線形排他的論理和を実現する。（５）特徴量、ほかの操作量及び擬似ランダム構成関数を調整することによって、キーの構成を調整し、それにより時間複雑度を向上させることなく暗号化密度を調整する。（６）このようなキーの付随式擬似ランダム再構成方法において使用される特徴量又はほかの操作量は、多項式時間複雑度で逆算することができない。本方法の基本的な原理は、ランダムシーケンスのランダム性を利用して、暗号化のロジックプロセスを擬似ランダムに制御することで、キー構成プロセスの十分なカオス性と隠蔽性を達成させ、それにより暗号化／復号両方で暗黙的に協定した秘密協定に基づいて、暗号文に対する分析経路を遮断することにある。【選択図】図１
2020517209.tif 000002
【特許請求の範囲】
【請求項１】
キーを付随式で調整可能にランダムに再構成するシーケンス暗号化方法であって、
ランダムバイナリシーケンスに基づいて、暗号化プロセスに伴いランダムシーケンスキー
を再構成するシーケンス暗号化／復号であり、この方法は、主に、
既存のランダムシーケンスを用いて、暗号化ごとの初期に、代替ランダムシーケンスＢｊ
の擬似ランダム再構成に由来し又は直接代替ランダムシーケンスＢｊから取得された、暗
号化及び復号両方の契約の一部となるシードランダムシーケンスＢｉを動的に構成し、シ
ードランダムシーケンスＢｉが協定に基づいてＢｊについて協定位置から擬似ランダムに
再構成又は切り取るステップ（１）と、
シードランダムシーケンスＢｉを用いて、固定長又は可変長のビットフィールドでランダ
ムキーＢを擬似ランダムに構成し、ランダムキーＢの生成プロセスに暗号化／復号プロセ
スが伴い、具体的には、シードランダムシーケンスＢｉにおける各ビットを擬似ランダム
に再構成することによりランダムキーＢを段階的に生成し、擬似ランダム再構成プロセス
を決定し平文に対する排他的論理和の頻度、各頻度のビットフィールド開始位置、ビット
フィールド長さを含む暗号化／復号両方の秘密協定に基づいて、各ステップの排他的論理
和対象のキーのビットフィールドを選択するステップ（２）と、
固定長又は可変長のビットフィールドで平文をフィールド別に暗号化／復号し、各フィー
ルドの平文と擬似ランダム再構成により得られた複数の対応キーのビットフィールドとに
ついて、固定頻度又は可変頻度、頻度間隔を増大又は増大しない、頻度間で暗号文を入れ
替える又は入れ替えないような排他的論理和を行って暗号文を生成するステップ（３）と
を含むことを特徴とするシーケンス暗号化方法。
【請求項２】
請求項１に記載のランダムシーケンスを付随式で調整可能に再構成する排他的論理和方法
であって、
前記秘密協定は、協定した構成関数により実現され、このような関数は、[１]前のステッ
プのキーのビットフィールドが擬似ランダム再構成秘密協定に基づいて決定したランダム
値、又は[２]ほかのランダムシーケンスの擬似ランダム協定ビットフィールドが擬似ラン
ダム再構成秘密協定に基づいて決定したランダム値、又は[３]擬似ランダム再構成秘密協
定に基づいて前のステップの暗号文のビットフィールドの値から決定したランダム値とい
ったランダム値を独立変数とすることを特徴とする請求項１に記載のランダムシーケンス
を付随式で調整可能に再構成する排他的論理和方法。
【請求項３】
平文をフィールドごとに暗号化／復号するプロセスにおいて、平文のビットフィールドを
順次前進し、
平文のビットフィールドの長さがキーのビットフィールドの長さに依存し、キーのビット
フィールドｂｓの長さｌ及びシードランダムシーケンスＢｉにおける開始位置ｐが暗号化
／復号両方で協定した契約によって决定され、同一平文のビットフィールドについて複数
のキーのビットフィールドによって、暗号化及び復号両方で協定した契約によって決定さ
れる頻度ｆの多頻度排他的論理和を順次行うことができるステップ（１）と、
現在のステップのキーのビットフィールドｂｓの位置ｐを決定する際に、前のステップの
キーのビットフィールドｂｓ−１の位置から前進又は後退し、即ち、前のステップのビッ
トフィールドの位置からいくつかのビット分後又は前へ移動し、キーｂｓの位置ｐからシ
ードランダムシーケンスＢの最後ビット又は最初ビットまで前進又は後退すると、最初ビ
ット又は最後ビットから再度前進又は再度後退ステップ（２）と、
現在のステップのキーのビットフィールドｂｓの長さｌを決定する際に、前のステップの
キーのビットフィールドｂｓ−１の長さを、現在のステップのビットフィールドｂｓの長
さとするステップ（３）と、
現在のステップの排他的論理和頻度ｆを決定する際に、頻度を正の整数とし、頻度を１と
する場合、シードランダムシーケンスＢに対する擬似ランダム再構成プロセスは、平文と
等距離で前進又は後退する形態となり、頻度を１より大きくする場合、シードランダムシ
ーケンスＢに対する擬似ランダム再構成プロセスは、平文と数倍の間隔で跳躍するように
前進又は後退する形態となるステップ（４）と、
上記で得られたキーのビットフィールドｂｓを用いて、平文のビットフィールドに対して
固定頻度の排他的論理和暗号化を逐次行うステップ（５）とを含むことを特徴とする請求
項１に記載のランダムシーケンスを付随式で調整可能に再構成する排他的論理和方法。
【請求項４】
擬似ランダムに再構成する現在のステップのビットフィールドの値の計算単位を、前のス
テップのｂｓ−１ビットフィールドの協定開始位置及び協定長度により決定するステップ
（１）と、
前のステップでランダムキーＢが位置するビットフィールドｂｓ−１又は関連ビットフィ
ールドの乱数から今回の計算単位で得られたランダム値及び特徴量Ｓから、値の範囲がシ
ードランダムシーケンスＢ全体をカバーする任意の関数であり即ち値の範囲Ｐ（ｂｓ）が
０＜Ｐ（ｂｓ）≦ｎを満たし、ｎがＢ要素の最大位置であるマッピング関数Ｐにより、ラ
ンダムキーＢの現在のステップのビットフィールドｂｓの開始位置ｐｓを決定するステッ
プ（２）と、
前のステップでランダムキーＢが位置するビットフィールドｂｓ−１又は関連ビットフィ
ールドの乱数の値及び特徴量Ｓから、値の範囲が０より大きい任意の関数であり即ち値の
範囲Ｌ（ｂｓ）が０＜Ｌ（ｂｓ）≦ｎを満たし、ｎがＢ要素の最大位置である固定長関数
Ｌにより、ランダムキーＢの現在のステップのビットフィールドｂｓの長さｌを決定する
ステップ（３）と、
前のステップでランダムキーＢが位置するビットフィールドｂｓ−１又は関連ビットフィ
ールドのランダム値及び特徴量Ｓから、値の範囲が０より大きい任意の関数である固定頻
度関数Ｆにより、ランダムキーのビットフィールドｂｓによる平文のビットフィールドｍ
ｓの排他的論理和頻度ｆを決定するステップ（４）と、
ステップ（２）及び／又は（３）で選択したｐ及び／又はｌで前述ｐ及び／又はｌを代え
ることによって、シードランダムシーケンスＢにおけるキーのビットフィールドｂｓを決
定し、ステップ（４）で現在のステップの排他的論理和頻度ｆを決定し、ｆが１より大き
い場合、前進方式でＢからｆ個のビットフィールドを選択し、又はステップ（２）の方式
でＢからｆ個のビットフィールドｂｓ，ｂｓ２，…，ｂｓｆをランダムにマッピングして
選択し、上記選択したキーのビットフィールドで現在のステップの平文のビットフィール
ドｍｓに対して多頻度の順序排他的論理和をｆ回行うステップ（５）とによって、暗号化
密度を向上させることを特徴とする請求項１又は３に記載のランダムシーケンスを付随式
で調整可能に再構成する排他的論理和方法。
【請求項５】
複数のシードランダムシーケンスＢｉ（ｉ＝１，２，３，…，ｍ；ｍは、任意の正の整数
である）を用いて、ランダムキーＢを擬似ランダムに構成し、構成方法としては、（ａ）
協定プロセスに従って、前のステップのキーのビットフィールドｂｓ−１又は関連ビット
フィールドの値で複数のｂｉ，ｓを擬似ランダムに選択し、（ｂ）協定プロセスに従って
、前のステップのキーのビットフィールドｂｓ−１又は関連ビットフィールドの値でｂｉ
，ｓのうちの１つを擬似ランダムに選択して現在のステップのキーのビットフィールドｂ
ｓとし、又は、（ｃ）ｂｉ，ｓ（ｉ＝１，２，３，…，ｍ）を１つずつ順にペアリングし
て排他的論理和を行った後、発生した結果を現在のステップのキーのビットフィールドｂ
ｓとするステップ（１）と、
上記（１）．（ｂ）又は（１）．（ｃ）で構成されたキーのビットフィールドｂｓ及び同
じ方法により構成されたｂｆｓを用いて、平文のビットフィールドｍｓに対してｆ頻度の
順序排他的論理和を実施するステップ（２）と、
又は
上記（１）．（ａ）で構成された各シードビットフィールドｂｉ，ｓを直接ｍ個のキーの
ビットフィールドとし、前述Ｐ、Ｌ、Ｆ方法のいずれかによってｂｆｉ，ｓを１つずつ選
択し、次に平文のビットフィールドｍｓに対して１つずつ又は組み合わせてｍ＊ｆの多頻
度排他的論理和を行うステップ（３）とによって、暗号化密度をさらに向上させることを
特徴とする請求項１又は３又は４に記載のランダムシーケンスを付随式で調整可能に再構
成する排他的論理和方法。
【請求項６】
現在のステップのキーのビットフィールドを選択するビット跳躍関数Ｊを構成するステッ
プ（１）と、
ｐから決定されたソースランダムシーケンスの位置から、跳躍関数Ｊに従って、ｂｉ，ｓ
及び／又はｂｆｉ，ｓを取得するとき、現在のステップ又は現在の頻度の各キーのビット
フィールドの各ビットをｌ長さとなるまで跳躍又は跳躍せずにビットごとに抽出するステ
ップ（２）と、
上記５．（２）又は５．（３）の方式で、平文のビットフィールドｍｓに対して多頻度の
順序排他的論理和を実施するステップ（３）とによって、暗号化密度をさらに向上させる
ことを特徴とする請求項１、３、４又は５に記載のランダムシーケンスを付随式で調整可
能に再構成する排他的論理和方法。
【請求項７】
多頻度排他的論理和プロセスにおいて、擬似ランダム秘密協定に従って多頻度排他的論理
和の頻度間のターゲットビットフィールドのビットペアリングを入れ替えるステップを追
加し、
（１）現在のステップのターゲットビットフィールドを選択するビットペアリング関数Ｃ
を構成し、
（２）上記５．（２）又は５．（３）の方式で暗号化するときに、各頻度のターゲットビ
ットフィールドを、選択されたペアリングビットで入れ替え、
且つ
（３）上記５．（２）又は５．（３）と逆の方式で復号するときに、ソースビットフィー
ルド（暗号文）を、選択されたペアリングビットで入れ替えることを特徴とする請求項１
、３、４、５又は６に記載のランダムシーケンスを付随式で調整可能に再構成する排他的
論理和方法。
【請求項８】
多頻度排他的論理和プロセスにおいて、擬似ランダム秘密協定に従って、排他的論理和ビ
ットフィールドの長さを頻度ごとに増大するステップを追加し、
（１）現在のステップの頻度間のビットフィールド長さの延長関数Ａを構成し、
（２）上記５．（２）又は５．（３）の方式で暗号化するときに、ソースビットフィール
ド（平文）とキーのビットフィールドを、所定の増大値で頻度ごと延長し、
且つ
（３）上記５．（２）又は５．（３）の方式で復号するときに、ソースビットフィールド
（暗号文）とキーのビットフィールドを、所定の増大値で頻度ごとに延長し、
（４）現在のステップのターゲットビットフィールドについて、増大していないビットフ
ィールドの長さとし、
（５）計算におけるビットフィールドの累計増大ビットを、ソースランダムシーケンスの
対応位置に埋め戻すことを特徴とする請求項１、３、４、５、６又は７に記載のランダム
シーケンスを付随式で調整可能に再構成する排他的論理和方法。
【請求項９】
代替ランダムシーケンスでシードランダムシーケンスの擬似ランダム構成を実現するステ
ップを追加することによって、シードランダムシーケンスＢのカオス度を向上させ、
（１）、シードランダムシーケンスＢを構築するために、１つ以上の代替ランダムシーケ
ンスＢｊを予め生成し、数がＢｊにマッチングしてエンジンと呼ばれる即時乱数Ｅｊを用
いて、マッピング関数Ｐ０及び特徴量Ｓを作成し、さらにＥｊ及びＳでＰｊ０を駆動して
各Ｂｊの開始位置を特定した後、ビットフィールドごとにｂｊｓ及びｂｊ−１ｓ排他的論
理和を順に行ってｂｓを取得し、排他的論理和プロセスにおいて、いずれかのＢｊが最後
ビットに到達すると、最初からＢｊビットをシードランダムシーケンスＢの所望長さとな
るまで継続し、
（２）、ｂｊｓ−１又はｂｓ−１のビットフィールドから、（１）における対応する擬似
再構成要素生成方法に代えて、Ｐ、Ｌ、Ｆ、Ｊ、Ｃ、Ａ方法を用いて、シードランダムシ
ーケンスＢの対応するビットフィールドを決定し、フィールドごとにシードランダムシー
ケンスＢを構築し、生成されたシードランダムシーケンスＢの長さを必要に応じて変更し
、
（３）、複数のシードランダムシーケンスＢｉに対して、上記（１）、（２）を繰り返し
て、異なるＢｉを取得することを特徴とする請求項１、３、４、５又は６に記載のランダ
ムシーケンスを付随式で調整可能に再構成する排他的論理和方法。
【請求項１０】
擬似ランダム再構成に関与する特徴量Ｓは、１つの定数又は関数変数、複数の定数又は関
数変数、又は複数の定数又は関数変数の整合であり、
（１）、暗号化において、Ｐ、Ｌ、Ｆ、Ｊ、Ｃ、Ａは、複数のＳ＝Ｓ１，Ｓ２，Ｓ３，…
，Ｓｍを擬似ランダム再構成に用いることを可能にし、且つ、各Ｓｉが擬似ランダム再構
成に関与するか否かは、操作関数Ｋを用いて上記いずれかの方法によって擬似ランダムに
決定され、即ち、ランダムにｍ個のＳｉから計算に関与するｋ個を選択し、ｋ≦ｍであり
、
（２）、Ｓが擬似ランダムに再構成される複数組の特徴量Ｓｊである場合、同一シードラ
ンダムシーケンスＢｉに基づく、それぞれシーケンスキーＢｊを占めるｊ個のｊファミリ
ー平文シーケンスの暗号化をサポートし、Ｓが複数の関数から生成した複数の変数である
場合、同一シードランダムシーケンスＢｉ（ｉ＝１，２，３，…，ｋ）に基づく、それぞ
れシーケンスキーＢｊを独占して実現される平文シーケンスの暗号化システムをサポート
することを特徴とする請求項４、５、６、７、８又は９に記載のランダムシーケンスを付
随式で調整可能に再構成する排他的論理和方法。
【発明の詳細な説明】
【技術分野】
【０００１】
本発明は、情報セキュリティ暗号学のシーケンス暗号学の分野に属し、主にキーを付随式
で調整可能にランダムに再構成するシーケンス暗号化方法である。
【背景技術】
【０００２】
シーケンス暗号の暗号化は、シーケンス暗号発生器がシードキーに基づいて発生する擬似
ランダムシーケンスと平文ビットシーケンスを用いて、ビットごとに排他的論理和を行っ
て暗号文を得ることである。発生させたシーケンス暗号の周期が十分であれば、シーケン
ス暗号の暗号化方法で任意の長さの平文を暗号化できる。ブロック暗号の暗号化方法に比
べて、シーケンス暗号の暗号化方法の方が高速である。シーケンス暗号化の密度が、シー
ケンス暗号発生器によるシーケンスキーのランダム度によるものである。シーケンスキー
を取得する確率が十分に低いとき、暗号が解読される概率は、十分に低くなる。
【発明の概要】
【発明が解決しようとする課題】
【０００３】
本発明の目的は、従来技術に存在する不備を解決し、キーを付随式で調整可能にランダム
に再構成するシーケンス暗号化方法を提供する。
【課題を解決するための手段】
【０００４】
本発明の目的は、下記技術案によって達成される。このようなキーを付随式で調整可能に
ランダムに再構成するシーケンス暗号化方法は、ランダムバイナリシーケンスに基づいて
、暗号化に伴い、ランダムシーケンスキーを再構成するシーケンス暗号化／復号であり、
主に、
既存のランダムシーケンスを用いて、暗号化ごとの初期に、代替ランダムシーケンスＢｊ
の擬似ランダム再構成に由来し又は直接代替ランダムシーケンスＢｊから取得された、暗
号化及び復号両方の契約の一部となるシードランダムシーケンスＢｉを動的に構成し、シ
ードランダムシーケンスＢｉが協定に基づいてＢｊについて協定位置から擬似ランダムに
再構成又は切り取るステップ（１）と、
シードランダムシーケンスＢｉを用いて、固定長又は可変長のビットフィールドでランダ
ムキーＢを擬似ランダムに構成し、ランダムキーＢの生成プロセスに暗号化／復号プロセ
スが伴い、具体的には、シードランダムシーケンスＢｉにおける各ビットを擬似ランダム
に再構成することによりランダムキーＢを段階的に生成し、擬似ランダム再構成プロセス
を決定し平文に対する排他的論理和の頻度、各頻度のビットフィールド開始位置、ビット
フィールド長さを含む暗号化／復号両方の秘密協定に基づいて、各ステップの排他的論理
和対象のキーのビットフィールドを選択するステップ（２）と、
固定長又は可変長のビットフィールドで平文をフィールドごとに暗号化／復号し、各フィ
ールドの平文と擬似ランダム再構成により得られた複数の対応キーのビットフィールドと
について、固定頻度又は可変頻度、頻度間隔を増大又は増大しない、頻度間で暗号文を入
れ替える又は入れ替えないような排他的論理和を行って暗号文を生成するステップ（３）
とを含む。
【発明の効果】
【０００５】
本発明の有益な効果は、以下のとおりである。ランダムシーケンスのランダム性を利用し
て、暗号化のロジックプロセスを擬似ランダムに制御することで、キー構成プロセスの十
分なカオス性と隠蔽性を達成させ、それにより暗号化／復号両方で暗黙的に協定した秘密
協定に従って、暗号文に対する分析経路を遮断する。
【図面の簡単な説明】
【０００６】
【図１】本発明において、２つの代替ランダムシーケンスを用いて前進し、シードランダムシーケンスを擬似ランダムに構成したときの模式図である。
【図２】本発明において、キーｂｓをステップをスキップしてランダムに再構成する状態の模式図である。
【図３】本発明における擬似ランダム再構成の一例の暗号化プロセスの模式図である。
【発明を実施するための形態】
【０００７】
以下、図面を参照しながら本発明を詳細に説明し、ただし、当業者が本発明の技術案及び
発明構想について等価置換又は変化をしても、本発明において添付した特許請求の範囲の
保護範囲に属する。
【０００８】
まず、本発明では、擬似ランダム再構成と呼ばれる概念を導入し、関数Ｆは、値の範囲が
１つのランダムシーケンス又はほかの特定の範囲をカバーし、その独立変数が複数のラン
ダム値を含み得る。このランダムシーケンスに関連する又は相関しないランダム値を上記
関数に代入して、上記ランダムシーケンスにおけるビットフィールドの長さ（ビットを単
位とする）、ビットフィールドの二進法開始位置及びほかの操作情報を取得し、さらにこ
のような開始位置及び長さによって決定されたビットフィールド及び得られたビットフィ
ールドをさらに再構成するほかのステップで、フィールドごとに再構成して、新しいラン
ダムシーケンスを取得する。
【０００９】
本発明の目的は、既存の乱数シーケンスに基づいて、エンジンと呼ばれる乱数を用いて擬
似ランダム構成によってシードランダムシーケンスを生成し、次に、擬似ランダム再構成
によってシードランダムシーケンスからランダムキーのビットフィールドを逐次取得して
シーケンス暗号化を実現することにある。暗号化全体に亘ってキーの擬似ランダム再構成
プロセスが伴い、ステップごとに、前のステップの擬似ランダム再構成により得られた乱
数を用いてキーのビットフィールドを選択し、現在のステップの平文のビットフィールド
とは排他的論理和暗号化を行う。各ステップのキーのビットフィールドを組み合わせて今
回の暗号化キーとする。各ステップのランダム再構成には、特徴数がシードシーケンスの
現在のステップのランダムビットフィールドに関与することができ、再構成プロセス全体
は、シードシーケンスのランダム性により決定されたカオス形態を示す。乱数シーケンス
再構成関数は、暗号化の進行に伴い関数シーケンスを形成する。この関数シーケンスは、
暗号化／復号両方で予め約束した秘密ルールにより調整できる。このような関数シーケン
スがランダムシードシーケンスを操作して得られる即時キーシーケンスは、ランダム性及
び隠蔽性を示し、ワンタイムパッドと類似した効果を有する。
【００１０】
本発明の別の重要な目的は、排他的論理和演算の推移性に基づいて、排他的論理和ごとに
、前のステップのキーのビットフィールドの値によって決定されたランダム回数と構成さ
れる対応する複数のキーのビットフィールドとによって多頻度排他的論理和を実施するこ
とである。このような擬似ランダム再構成により操作されるランダム多頻度排他的論理和
により、暗号化プロセスは、全体として頻度可変のランダム非線形の形態となる。
【００１１】
以下、上記２つの基本的な原理についてさらに説明する。
有限ランダムシーケンスについて無限擬似ランダム再構成を行って無限ランダムシーケン
スを構成する。Ｂについて以下のように設定する。ｂ１，ｂ２，ｂ３，…，ｂｎが有限二
進法ランダムシーケンスであり、ｂｎ＋１＝ｂｉ１、ｂｎ＋２＝ｂｉ２、…、ｂ２ｎ＋１
＝ｂ１、ｂ２ｎ＋２＝ｂ２、…であると想定し、且つ下記乱数シーケンスＬ＝Ｌ１，Ｌ２
，…を用いてＢを再構成し、Ｂ＝｛ｂｉ１＋１，ｂｉ１＋２，ｂｉ１＋３，…，ｂｉ１＋
Ｌ１｝、｛ｂｉ２＋１，ｂｉ２＋２，ｂｉ２＋３，…，ｂｉ２＋Ｌ２｝，…，を取得し、
ここで、Ｌ１，Ｌ２，…は、Ｂの前のビットフィールドの値に依存して構成される。この
ため、Ｂは、無限ランダムシーケンスｂ１，ｂ２，ｂ３，…になる。Ｂと平文との排他的
論理和プロセスに伴う、本発明において擬似ランダム再構成と呼ばれるプロセスによって
、Ｂランダムシーケンス要素のランレングスのカオスが実現される。上記Ｂ＝｛ｂｉ１，
１，ｂｉ１，２，ｂｉ１，３，…，ｂｉ１，Ｌ１｝、｛ｂｉ２，１，ｂｉ２，２，ｂｉ２
，３，…，ｂｉ２，Ｌ２｝，…が１つ又は複数のランダムシーケンスの代替ビットフィー
ルドＢｊ＝｛ｂｊｉ１，１，ｂｊｉ１，２，ｂｊｉ１，３，…，ｂｊｉ１，Ｌ１｝、｛ｂ
ｊｉ２，１，ｂｊｉ２，２，ｂｊｉ２，３，…，ｂｊｉ２，Ｌ２｝，…で擬似ランダムに
跳躍し又は跳躍せずに選択した後、順に逐次ペアリングして排他的論理和を行う場合、Ｂ
ランダムシーケンス要素のランレングスは、一層カオスになり、かつ隠蔽性を有する。
【００１２】
平文のあるビットフィールドｍｓ＝｛ｍｓ１，ｍｓ２，ｍｓ３，…，ｍｓＬ｝に対して、
有限個のｂｓ１＝｛ｂｉ１，ｂｉ２，ｂｉ３，…，ｂｉＬ｝、ｂｓ２＝｛ｂｊ１，ｂｊ２
，ｂｊ３，…，ｂｊＬ｝，…を用いて多重排他的論理和ｃｓ＝（ｍｓ+ｂｓ１）+ｂｓ２，
…を行う。その結果とキー（ｂｓ１，ｂｓ２，…）とに対するさらなる多重排他的論理和
によって平文ｍｓ＝（ｃｓ+ｂｓ１）+ｂｓ２，…を戻すことができる。この多重排他的論
理和の頻度が前のステップのキーのビットフィールド又は関連ビットフィールドのランダ
ム値によって擬似ランダムに決定されるとともに、暗号化プロセスにランダムに分布する
場合、平文に対する排他的論理和プロセスは、頻度可変の非線形形態となる。
【００１３】
キーの隠蔽性及びカオス度を確保するために、本発明は、暗号化／復号両方で暗黙的に協
定して乱数Ｅの関与を駆動するシードランダムシーケンスＢの擬似ランダム再構成方法を
提供する。それによって、暗号化キーがさらにカオス及び隠蔽的になるとともに、同じ代
替ランダムシーケンスを用いた異なる暗号化に使用されるシードランダムシーケンスがラ
ンダム性の変動を有する。本発明はさらに、上記擬似ランダム再構成に関与する各暗号化
ユーザの固有の特徴数Ｓを提供する。それによって、同じ代替ランダムシーケンスに基づ
く異なるユーザのシードランダムシーケンスにランダム性の変動を持たせる。
【００１４】
本発明に係る擬似ランダム再構成方法は、シードランダムシーケンスＢの擬似ランダム再
構成プロセスにも、キーＢの擬似ランダム再構成プロセスにも適用でき、擬似ランダム再
構成は、所望の密度に応じて、以下の（１）〜（１３）のいずれか１つの方法を採用でき
る。
【００１５】
（１）Ｂｊ＝｛ｂｊ１，ｂｊ２，…，ｂｊｎ｝を代替ランダムシーケンス、Ｂｉ＝｛ｂｉ
，１，ｂｉ，２，…，ｂｉ，ｎ｝をシードランダムシーケンス（１つだけのシードランダ
ムシーケンスの場合は、ｉを省略してもよい）、Ｂ＝｛ｂ１，ｂ２，…，ｂｎ｝として定
義する。
【００１６】
（２）協定方式（たとえば、Ｅ及び／又はＳが関与する演算）によって、開始ビットｂ０
０（又はｂ０）を決定し、いずれかのソースランダムシーケンスＢ０（又はＢ）を固定長
で前進／後退して、ターゲットランダムシーケンスＢ（又はＢ）を切り取る。
【００１７】
（３）それぞれ協定方式（たとえば、Ｅ及び／又はＳがか関与する演算）によって決定さ
れた開始ビットｂｊ０（又はｂｉ，０）で、２つ以上のソースランダムシーケンスＢｊ（
又はＢｉ）を固定長で前進／後退して、フィールドごとに順にペアリングして排他的論理
和を行って、ターゲットランダムシーケンスＢ（又はＢ）を取得する。
【００１８】
（４）それぞれ協定方式（たとえば、Ｅ及び／又はＳが参与する演算）によって決定され
た開始ビットｂｊ０（又はｂｉ，０）で、１つ以上のソースランダムシーケンスＢｊ（又
はＢｉ）を固定長で前進／後退して、フィールドごとにペアリングして多頻度排他的論理
和を行って、ターゲットランダムシーケンスＢ（又はＢ）を取得する。
【００１９】
（５）協定方式で開始ビットのビットフィールドの値ｂ０’０（又はｂ’０）を決定した
後、いずれかのソースランダムシーケンスＢ０（又はＢ）に対して、前のステップのター
ゲットランダムビットフィールド又は関連ビットフィールド（たとえば、対応する暗号文
のビットフィールド）の値ｂ０’ｓ−１（又はｂ’ｓ−１）に応じて、[１]マッピング関
数Ｐで現在のステップのターゲットビットフィールドｂ０ｓ（又はｂｓ）のソースランダ
ムシーケンスでの開始ビットｐを決定し、[２]固定長関数Ｌで現在のステップのソースラ
ンダムビットフィールドｂ０ｓ（又はｂｓ）とターゲットランダムビットフィールドｂｓ
（又はｂｓ）の長さｌを決定し、[３][１]及び／又は[２]で擬似ランダムに構成されるラ
ンダムソースビットフィールドの開始位置及び／又は長さで、前述（１）における位置及
び／又は長さを代替し、ターゲットランダムビットフィールドを切り取る。
【００２０】
（６）協定方式で開始ビットのビットフィールドの値ｂｊ’０（又はｂｉ’０）を決定し
た後、２つ以上のソースランダムシーケンスＢｊ（又はＢｉ）に対して、前のステップの
ターゲットランダムビットフィールド又は関連ビットフィールドの値ｂｊ’ｓ−１（又は
ｂｉ’ｓ−１）に応じて、[１]マッピング関数Ｐによってそれぞれ各ソースランダムシー
ケンスにおける開始ビットｂｊｓ（又はｂｉ，ｓ）を決定し、[２]固定長関数Ｌによって
現在のステップの各ソースランダムビットフィールドｌを決定し、[３][１]及び／又は[
２]において擬似ランダムに決定された各ランダムソースビットフィールドの開始位置及
び／又は長さで、前述（２）における位置及び／又は長さを代替し、逐次順にペアリング
して排他的論理和を行って、ターゲットランダムビットフィールドｂｓ（又はｂｓ）を取
得する。
【００２１】
（７）協定方式で開始ビットのビットフィールドの値ｂｊ’０（又はｂｉ’０）を決定し
た後、２つ以上のソースランダムシーケンスＢｊ（又はＢｉ）に対して、前のステップの
ターゲットランダムビットフィールド又は関連ビットフィールドの値ｂｊ’ｓ−１（又は
ｂｉ’ｓ−１）に応じて、[１]マッピング関数Ｐによってそれぞれ各ソースランダムシー
ケンスにおける開始ビットｂｊｓ（又はｂｉ，ｓ）を決定し、[２]固定長関数Ｌによって
現在のステップの各ソースランダムビットフィールドｌを決定し、[３]固定頻度関数Ｆに
よって固定頻度値ｆｊ（又はｆｉ）を決定し、下記[４]又は[５]の処理をしてターゲット
ランダムビットフィールドを取得し、[４]各ソースランダムシーケンスに対して、前進方
式又は上記[１]及び／又は[２]の方式で（１）又は（２）における方式を代替し、ソース
ランダムビットフィールドセットｂｊ，１ｓ，ｂｊ，１＋１ｓ，ｂｊ，１＋２ｓ，…，ｂ
ｊ，１＋ｆｊｓ（又はｂｉ１ｓ，ｂｉ１＋１ｓ，ｂｉ１＋２ｓ，…，ｂｉ１＋ｆｉｓ）を
選択して、逐次順にペアリングして多頻度排他的論理和を行った後、この結果をターゲッ
トランダムビットフィールドｂｓ（又はｂｓ）とし、又は、[５]ソースランダムシーケン
スごとに、[３]によって排他的論理和頻度ｆｊ（又はｆｉ）を逐次選択し、次に、前進方
式又は上記[１]及び／又は[２]で、（１）又は（２）又は（３）における方式を代替し、
ソースランダムビットフィールドセットｂｊ，１ｓ，ｂｊ，１＋１ｓ，ｂｊ，１＋２ｓ，
…，ｂｊ，１＋ｆｊｓ（又はｂｉ１ｓ，ｂｉ１＋１ｓ，ｂｉ１＋２ｓ，…，ｂｉ１＋ｆｉ
ｓ）を選択して、逐次ペアリングして多頻度排他的論理和（各ｂｊｓ（又はｂｉ，ｓ）の
排他的論理の頻度が異なる）を行って、その結果をターゲットランダムビットフィールド
とする。
【００２２】
（８）（４）、（５）、（６）の擬似ランダム再構成には、カオス度を向上させる擬似ラ
ンダム再構成ステップがある。即ち、現在のステップのソースランダムシーケンスのビッ
トフィールドを選択するビット跳躍関数Ｊ（その独立変数は、前のステップのキーのビッ
トフィールド又は関連ビットフィールドによって決定されたｌ個のランダム値であり、そ
の値の範囲がｌ個のＪ（ｂｊ’ｓ−１）又はＪ（ｂｉ’ｓ−１）であり、Ｊ（ｂｊ’ｓ−
１）又はＪ（ｂｉ’ｓ−１）は、０≦Ｊ（ｂｊ’ｓ−１）又は０≦Ｊ（ｂｉ’ｓ−１）を
満足する）を構成し、Ｐによって決定されたソースランダムシーケンス位置ｐから跳躍関
数に従って、跳躍し（Ｊ（ｂｊ’ｓ−１）＞０の場合）又は跳躍（Ｊ（ｂｉ’ｓ−１）＝
０の場合）せずにビットごとに現在のステップのキーのビットフィールドの各ビットを、
Ｌによって決定された現在のステップのターゲットビットフィールド長さｌとなるまで抽
出する。
【００２３】
（９）別の強化された擬似ランダム再構成として、上記（４）又は（５）又は（６）又は
（７）の方式のいずれかによって、現在のステップのソースランダムビットフィールドｂ
ｊｓ−１又はｂｉｓ−１又はｂｊ，ｆｊｓ−１又はｂｆｊｉ，ｓ−１を決定し、頻度ごと
にソースランダムシーケンスビットフィールドを逐次選択して、ターゲットビットフィー
ルドごとに、排他的論理和を行う。
【００２４】
（１０）上記擬似ランダム再構成（８）には、さらに強化された擬似ランダム再構成の操
作ステップを有してもよく、この操作ステップでは、暗号化するときに、各頻度の排他的
論理和後、ターゲットビットフィールド（復号するときに、各頻度の排他的論理和前に、
ソースビットフィールドに対して）に対して、前のステップのキーのビットフィールド又
は関連ビットフィールドのランダム値に応じて、ペアリング関数Ｃにより決定されたペア
リングビットで入れ替えを実施する。
【００２５】
（１１）上記擬似ランダム再構成（９）には、以下の別の強化された擬似ランダム再構成
の形態がある。頻度ごとに、延長関数Ａによって、前の頻度のキーのビットフィールド又
は関連ビットフィールドの値で現在の頻度のキーのビットフィールドの増大値を決定し、
この増大値に応じてソースビットフィールドが増加し、このように頻度ごとに排他的論理
和ビットフィールドの長さを増大する。現在のステップの演算が完成した後、まだ初期ビ
ットフィールドの長さで現在のステップのターゲットビットフィールドの長さ（次のステ
ップのターゲットビットフィールドの開始位置は、まだ初回の頻度のターゲットビットフ
ィールドでステッピングする）を決定して、ターゲットビットフィールドの増大演算部分
をソースシーケンスの対応位置に埋め戻す。その結果、この増大ビットには、次のステッ
プの排他的論理和までに、複数回の排他的論理和前処理が実施されており、これら排他的
論理和前処理は、復号プロセスにおいて、その擬似ランダム再構成がまだ同一のキーのビ
ットフィールド又は対応するビットフィールドの値によって決定されるので、この逆演算
プロセスが同型の逆向プロセスである。このような強化形態によって、付随式擬似ランダ
ム再構成がよりワンタイムパッドの効果に近くなる。
【００２６】
（１２）（４）、（５）、（６）、（７）、（８）、（９）、（１０）の擬似ランダム再
構成には、原理が同じであるが、形態が異なる擬似ランダム再構成の変形形態がある。即
ち、Ｐ、Ｌ、Ｆ、Ｊ、Ｃ、Ａによって決定されたビットフィールドを、別のランダムシー
ケンスから抽出し又は異なるソースランダムシーケンスの組み合わせから抽出したものに
変更する。このようなランダムビットフィールドによってランダムキーを構成する場合、
その効果がまだ隠蔽特性及びカオス特性を有する。
【００２７】
（１３）上記（４）、（５）、（６）、（７）、（８）、（９）、（１０）では、Ｐ、Ｌ
、Ｆ、Ｊ、Ｃ、Ａ関数は、Ｓを独立変数として追加し、それによってＳ特徴を有する擬似
ランダム再構成を実現できる。Ｓは、１つ又は複数の定数、関数の変数、又はこれらの組
み合わせであってもよい。
【００２８】
（１４）ターゲットシーケンスの各ビットフィールドの取得方法では、協定方式で上記擬
似ランダム再構成方式を組み合わせて使用することができる。
【００２９】
本発明の暗号化プロセスは、下記ステップによって実施される。
【００３０】
（Ｓ０．１）一組又は複数組の代替シードランダムシーケンス：Ｂ１：ｂ１１，ｂ１２，
ｂ１３，…，ｂ１ｎ；Ｂ２：ｂ２１，ｂ２２，ｂ２３，…，ｂ２ｎ；…を予め生成する。
【００３１】
（Ｓ０．２）物理特徴量Ｓ（定数セット及び／又は変数セットにおける１つの要素、複数
の要素、又は複数の要素の整合）を暗号化対象の特徴重みとしてＰ、Ｌ、Ｆ、Ｊ、Ｃ、Ａ
の演算に用いるように協定する。暗号化ごとに、代替ランダムシーケンスに合わせた数の
駆動エンジン乱数Ｅ１，Ｅ２，…を生成し（又は生成した集合からランダムに選択し）、
擬似ランダム構成のトリガーセルとする（擬似ランダム構成の開始状態を決定する）。
【００３２】
（Ｓ０．３）シードランダムシーケンスＢ＝｛ｂ１，ｂ２，ｂ３，…，ｂｓ，…，ｂｎ｝
を擬似ランダムに再構成する（１つ又は複数であってもよく、２つ以上のシードランダム
シーケンスを使用する場合、下記方法のいずれかによって逐次擬似ランダム構成をするこ
とができる）。
Ｅでｓ０をマッピングした後、前進してｂｉ＝ｂＪ（Ｓ０＋ｉ）％ｎ            ｉ＝１
，２，３，…，ｎ（１）を構成する。
又は
Ｅでｓ０をマッピングした後、ｂｓ＝Ｂｕｉｌｄ（ｂＪ’（ｓ−１））ｓ＝１，２，３，
…，ｎ（１’）をランダムに構成する。
又は
Ｅでｓ０をマッピングした後、ｂｓ＝Ｂｕｉｌｄ（ｂｆＪ’（ｓ−１））ｓ＝１，２，３
，…，ｎ（１”）をランダムに多頻度構成する。
ここで、
ｂＪ（Ｓ０＋ｉ）％ｎは、擬似ランダムに構成された（１）、（２）、（３）のうちの１
つを示し、％ｎは、ランダムシーケンスの最後まで前進した後、最初から再度前進するこ
とを示す。
Ｂｕｉｌｄ（ｂＪ’（ｓ−１））は、（４）、（５）、（６）、（７）、（８）、（９）
、（１０）、（１１）のうちの１つによって取得されたＰ、Ｌ、Ｆ、Ｊの独立変数とＳ、
ＥＪが共同でシードランダムビットフィールドを擬似ランダムに構成することを示す。
ｂｓ＝Ｂｕｉｌｄ（ｂｆＪ’（ｓ−１））は、（４）、（５）、（６）、（７）、（８）
、（９）、（１０）、（１１）のうちの１つによって取得されたＰ、Ｌ、Ｆ、Ｊの独立変
数とＳ、ＥＪが共同でシードランダムビットフィールドを擬似ランダムに多頻度構成する
ことを示す。
（Ｓ１）Ｌｓを計算する。
（Ｓ１．１）Ｌｓが残りの平文長さ以下となるまで、平文がステッピングしたときに、
Ｌｓ＝Ｌ（Ｓ，ｂ’ｓ−１）（２）であり、
Ｌは、新しいビットフィールド長さを計算する関数であり、ｓ＝１に対してＬ（Ｓ，ｂ’
ｓ−１）が０ではない任意のｂ’０（たとえばｂ’（Ｅ＋Ｓ）％ｎ）を取る。
ｂ’ｓは、ビットフィールドｂｓに含まれるランダム値（下同）を示す。
（Ｓ１．２）Ｌｓが残りの平文長さより大きくなるまで、平文がステッピングしたときに
、最後のビットフィールドの処理を行う。
Ｌｓ＝残りの平文長さ            （３）
（Ｓ２）Ｆｓ＝Ｆ（Ｓ，ｂ’ｓ−１）（４）で計算する。
Ｆは、ｓ番目のビットフィールドの排他的論理和頻度を計算する関数である。
ｓ＝１の場合、（Ｓ１．１）と同様である。
（Ｓ３）Ｐｓ＝Ｐ（Ｓ，ｂ’ｓ−１）（５）で計算する。
Ｐは、新しいビットフィールドの開始ビットを計算する関数であり、
ｓ＝１の場合、（Ｓ１．１）と同様である。
【００３３】
（Ｓ４）繰り返した多頻度排他的論理和には、Ｂビットフィールドが制御変数だけステッ
ピングする。
ｂｆｓ＝Ｐ（Ｓ，ｂｆ−１’ｓ）            （６）
Ｐは、多頻度排他的論理和における各頻度のＢビットフィールドの開始ビットを計算する
関数であり、
ｂｆｓは、現在の頻度キーのビットフィールド（下同）であり、
ｂｆ’ｓは、現在の頻度ｂｓによって決定されるランダム値（下同）であり、
ｓ＝１及びｆ＝１の場合、（Ｓ１．１）と同様である。
【００３４】
（Ｓ５）擬似ランダム再構成によって以下を得る。
（Ｓ５．１）
ｂｆｓｓ＝ｂｆｓｓ（Ｐｓ，Ｌｓ）          式中、ｆｓ＝１，２，…，Ｆｓ；ｂ１ｓ（
Ｐｓ，Ｌｓ）＝ｂｓ（Ｐｓ，Ｌｓ）（７）
ｂｆｓｓは、前のステップのビットフィールド計算単位で得たＰｓ、Ｌｓ、Ｆｓ、Ｊｓに
よって決定されたＦｓ個のＢの新しいビットフィールドであり
又は
（Ｓ５．２）
2020517209.tif 000003
（７’）
ここで、
2020517209.tif 000004
は、Ｐでマッピングした後、Ｊ（ｂｉ’ｓ−１）によって決定された、跳躍し又は跳躍せ
ずに取得したＬｓビットのスプライスビットフィールドを示す。
【００３５】
（Ｓ６）ｍｓ＝ｍｓ−１＋Ｌｓ−１を前進して選択し、ｍｓのステップをｂｓのステップ
と同じにする。
（Ｓ６．１）現在のステップの排他的論理和を行う。
ｃｓ＝ｍｓ+ｂｓ              （８）
又は
（Ｓ６．２）現在のステップの多頻度排他的論理和を行う。
ｃｓ＝（…（ｍｓ+ｂ１ｓ）+ｂ２ｓ）+ｂ３ｓ）…+ｂＦｓｓ      （８’）
又は
（Ｓ６．３）（８’）に対して、各頻度排他的論理和の間でペアリング関数Ｃに対してペ
アリングビットを選択して入れ替える。
ｃｓ＝（…（ｃｆｓ）+ｂ２ｓ）…+ｂＦｓｓ
ｃｆｓは、ビットフィールドのマッチングビットを入れ替えた後のターゲットビットフィ
ールド（８”）であり、
及び／又は
（Ｓ６．４．１）（８）／（８’）に対して、各ステップの排他的論理和の間でｃｆｓ及
びｂｆｓについて増大関数Ａで増大値を決定し、ｃｆｓについて平文の次ぐビットに対し
てビットフィールドを増大し、前記と同じ擬似ランダム方法によって増大したキービット
を選択し、頻度ごとに増大して排他的論理和を行う。
（Ｓ６．４．２）Ｌｓで決定された長さによって現在のステップの暗号文のビットフィー
ルド（（８”）と同様に）を切り取る。
（Ｓ６．４．３）累計して増大した排他的論理和ビットフィールドの増大をビットごとに
平文の対応するビットに埋め戻す。
【００３６】
（Ｓ７）ステッピング
Ｓ＝Ｓ＋１                （９）
本発明の復号プロセスでは、（８）、（８’）、（８”）を（８”’）、（８””）、（
８””’）に変更する。
ｍｓ＝ｃｓ+ｂｓ                （８”’）
ｍｓ＝（…（ｃｓ+ｂ１ｓ）+ｂ２ｓ）+ｂ３ｓ）…+ｂＦｓｓ）                       
（８’’’）
ｍｓ＝（…（ｃｆｓ）+ｂ２ｓ）…+ｂＦｓｓ
ｃｆｓは、排他的論理和前のマッチングビットを入れ替えた後のソースビットフィールド
を示す。    （８””’）
注：（１）暗号文が間接的にキーランレングスに関与する場合、たとえば、実施例４、実
施例５では、復号するときに、擬似ランダム再構成の操作関数の対応する独立変数をター
ゲットランダムシーケンスからソースランダムシーケンスに変更する必要がある。（２）
多頻度間でビットペアリングを入れ替える方式を用いる場合、排他的論理和処理後であっ
てターゲットをペアリングして入れ替える前に、排他的論理和処理前に配置されたソース
ペアリングを入れ替えて処理する。
【００３７】
発明の特徴の説明
（１）Ｂは、ランダムシーケンスＢ１、Ｂ２，…の異なるランダムビットフィールドの擬
似ランダム再構成に由来するものであり、まだランダムシーケンスである。ランダムシー
ケンスの各要素同士が無関係であるため、それについてランダム要素の位置、長さ、頻度
の変化に依存する再構成を実施して得られたシーケンスキーが相変わらずランダムシーケ
ンスである。このようなシードランダムシーケンスＢに依存するターゲットランダムキー
Ｂは、隠蔽性を有する。
【００３８】
（２）ランダムキーの生成プロセスが暗号化プロセスに伴ってステップをスキップして発
生し、即ち、前のステップでのターゲットシーケンスの位置又は関連位置の乱数の値に基
づいて、マッピング関数、固定長関数、固定頻度関数、跳躍関数、入れ替え関数、及び増
大関数によって次のステップのキーの位置、長さ、次のステップの排他的論理和頻度、及
び各キービットを選択するときの跳躍制御、各頻度のターゲットビットフィールドの入れ
替え控制、頻度間ビットフィールドの増大制御を決定し、暗号化全体に亘ってこのような
擬似ランダム再構成プロセスが伴う。
【００３９】
（３）排他的論理和演算の順序推移性に基づく可変頻度排他的論理和プロセスは、暗号化
プロセスの非線形混合の形態となる。
【００４０】
（４）本方法では、ソースランダムシードを再構成するロジックプロセスを調整すること
ができる。特に、再構成関数を拡張させて汎函数にすることによって、ランダム要素ラン
レングスのカオス度を向上できる。
【００４１】
（５）エンジン乱数Ｅと特徴量Ｓの導入により、各暗号化プロセス及び各暗号化対象に独
特性を持たせる。Ｓの変化は、本発明の利用範囲を拡大させる。
（５．１）暗号化プロセスにおいて、Ｐ、Ｌ、Ｆ、Ｊ、Ｃ、Ａは、複数のＳ＝Ｓ１，Ｓ２
，Ｓ３，…，Ｓｎを擬似ランダム再構成に用いることを可能にし、且つ、各Ｓｉが擬似ラ
ンダム再構成に関与するか否かは、前のステップのビットフィールド又は関連ビットフィ
ールドの値によって制御される。
（５．２）Ｓが１ファミリーの定数Ｓｊである場合、同一代替ランダムシーケンスＢＪに
基づく、それぞれシーケンスキーＢｉを占める複数のマルチファミリー平文シーケンス暗
号化をサポートする。Ｓが複数の関数から生成したマルチファミリーの変数である場合、
同一代替ランダムシーケンスＢＪに基づく、シーケンスキーＢｆを独占して実現される平
文シーケンスの暗号化システムをサポートする。
【００４２】
（６）用途の一例として、代替シードランダムシーケンスＢ１，Ｂ２，…が必ず暗号化プ
ロセスにおいて生成するとは限らないため（たとえば、秘密協定に従って変更し）、操作
関数Ｐ、Ｌ、Ｆ、Ｊ、Ｃ、Ａ及びＳとともに、暗号化／復号両方の秘密協定として通信両
方に予め記憶してもよい。且つ、このような契約は、変更可能であり、メンテナンスしや
すい。
【００４３】
（７）実際に適用するときに、解読難度を高めるために、平文の前に文字化けを配置して
もよい。
【００４４】
（８）各ステップの擬似ランダム再構成プロセスには、演算量が同じであり、暗号化全体
の時間複雑度がＯ（（Ｐ＋Ｌ＋Ｆ＋Ｊ）＊ｎ）である。
【００４５】
（９）Ｐ、Ｌ、Ｆ、Ｊ、Ｃ、Ａ関数は、前のステップのキーのビットフィールド又は関連
ビットフィールドのランダム値を独立変数として計算し、且つモジュロ演算をランダムに
使用するため、Ｓが多項式時間複雑度で逆算されることが不可能になる（導入を必要とす
る任意のほかの操作量についても、このような特性を有する）。
【００４６】
実施例
以下の実施例によって本発明をさらに説明する。
【００４７】
実施例０：
（Ｓ０．１）ランダムシーケンス長さｎを２０４８として、１組の代替ランダムシードシ
ーケンス：Ｂ１：ｂ１１，ｂ１２，ｂ１３，…，ｂ１ｎを用いて、任意に決定されたエン
ジン数Ｅ１としてＰ＝（Ｅ＋Ｓ）％２０４８を用いて、Ｂ１の開始位置ｐを得る。ｐから
前進してＢ１を抽出し、ｂ１ｎに到達すると、ｂ１０から再度前進して、即時ランダムシ
ードシーケンスＢ＝｛ｂ１ｐ，ｂ１ｐ１＋１，…，ｂ１ｐ１＋２，ｂ１ｎ，ｂ１１，…，
ｂ１ｐ−１｝を得る。
（Ｓ０．２）各ステップの計算単位長さを８（１ｂｙｔｅ）とすると、（１）の対応ラン
ダム値が最大で２５５となり（２）Ｂ長さが２５６ｂｙｔｅｓであり、２５６個の要素を
有する文字配列Ｂ［２５６］を構成する。
（Ｓ１）Ｌｓ＝８として定義する。
（Ｓ２）Ｆｓ＝１として定義する。
（Ｓ３）、平文のビットフィールドステッピング量をＰ（ｍｓ）＝Ｐ（ｍｓ−１）＋Ｌｓ
−１＝Ｐ（ｍｓ−１）＋８、キーのビットフィールドステッピング量をＰ（ｂｓ）＝（Ｐ
（ｂｓ−１）＋Ｌｓ−１）％２０４８＝（Ｐ（ｂｓ−１）＋８）％２０４８で計算する。
（Ｓ４）繰り返した多頻度排他的論理和において、Ｂビットフィールドのステッピング量
が０である（Ｆｓ＝１のため）。
（Ｓ５）ｂｓ＝ｂｓ（Ｐｓ，Ｌｓ，Ｆｓ）＝ｂｓ−１＋８。
（Ｓ６）現在のステップの排他的論理和ｃｓ＝ｍｓ+ｂｓを行う。
（Ｓ７）Ｓ＝Ｓ＋１。
（Ｓ６）を（Ｓ６’）に変更する以外、復号プロセスは、暗号化プロセスと同じである。
（Ｓ６’）ｍｓ＝ｃｓ+ｂｓ
実施例０では、最もシンプルな付随式擬似ランダム再構成のプロセスが実施される。実用
的な意義があまりないが、本発明の全体の構造を示している。
【００４８】
実施例１：
（Ｓ０．１）ランダムシーケンス長さｎを２０４８として、２組の代替ランダムシードシ
ーケンス：Ｂ１：ｂ１１，ｂ１２，ｂ１３，…，ｂ１ｎ；Ｂ２：ｂ２１，ｂ２２，ｂ２３
，…，ｂ２ｎを用いて、任意に決定されたエンジン数Ｅ１、Ｅ２としてＰ＝（Ｅ＋Ｓ）％
２０４８を用いて、Ｂ１、Ｂ２の開始位置ｐ１、ｐ２を得て、それぞれｐ１、ｐ２からＢ
１、Ｂ２を前進してペアリングして排他的論理和を行い、即時ランダムシードシーケンス
Ｂ＝｛ｂ１ｐ１Λｂ２ｐ２，ｂ１（ｐ１＋１）  ％２０４８Λｂ２（ｐ２＋１）％２０４
８，…，ｂ１（ｐ１＋ｎ）％２０４８Λｂ２（ｐ２＋ｎ）％２０４８｝＝｛ｂ１，ｂ２，
ｂ３，…｝を得る。
（Ｓ０．２）各ステップの計算単位長さを８（１ｂｙｔｅ）とすると、（１）の対応ラン
ダム値が最大で２５５となり、（２）Ｂ長さが２５６ｂｙｔｅｓであり、２５６個の要素
を有する文字配列Ｂ［２５６］を構成する。
（Ｓ１）Ｌｓを定義する。
（Ｓ１．１）残りの平文がＬｓ以上となるまでステッピングすると、Ｌｓ＝Ｂ［Ｐｓ−１
％２５６］％１６＋１である。
（Ｓ１．２）残りの平文がＬｓより短くなるまでステッピングすると、Ｌｓ＝残りの平文
長さとなるように強制的に設定する。
（Ｓ２）Ｆｓ＝Ｂ［Ｐｓ−１／８］％２＋１として定義する。
（Ｓ３）平文のビットフィールドがＰ（ｍｓ）＝Ｐ（ｍｓ−１）＋Ｌｓ−１でステッピン
グし、キーのビットフィールドがＰ（ｂｓ）＝（Ｐ（ｂｓ−１）＋Ｌｓ−１）％２０４８
でステッピングする。
（Ｓ４）繰り返した多頻度排他的論理和においてＢビットフィールドがＰ（ｂｆｓ）＝（
Ｐ（ｂｆ−１ｓ）＋Ｌｓ）％２０４８でステッピングする。
（Ｓ５）Ｆｓ＝１である場合、ｂｓ＝ｂｓ（Ｐｓ，Ｌｓ）であり、又はＦｓ＝２である場
合、ｂｆ（２）ｓ＝ｂ  ｆ（２）ｓ（Ｐｓ，Ｌｓ）である。
（Ｓ６）Ｆｓ＝１である場合、現在のステップの排他的論理和では、Ｃｓ＝ｍｓ+ｂｓで
あり、
又は、Ｆｓ＝２である場合、Ｃｓ＝（ｍｓ+ｂｓ）+ｂｆ（２）ｓであり、
ここで、ｍｓのステップがｂｓのステップと同じである。
（Ｓ７）Ｓ＝Ｓ＋１
（Ｓ６）を（Ｓ６’）に変更する以外、復号プロセスは、暗号化プロセスと同じである。
（Ｓ６’）Ｆｓ＝１である場合、ｍｓ＝ｃｓ+ｂｓである。
又は、Ｆｓ＝２である場合、Ｃｓ＝（ｍｓ+ｂｓ）+ｂｆ（２）ｓである。
Ｐ（ｍｓ）、Ｐ（ｂｓ）、Ｐ（ｂｆｓ）は、それぞれ現在のステップの平文ビット、現在
のステップのキービット、現在の頻度のキービットの開始ビットである。
％２０４８は、最後ビットに到達した後にのみ最初から再度前進するのではないことを示
す。
実施例１では、シンプルな長さ可変・頻度可変の前進式擬似ランダム再構成のプロセスが
実現される。
【００４９】
実施例２：
実施例１について、以下のように変更する。
（Ｓ０．１２）ランダムシーケンス長さｎを５２４２８８として、２組の代替ランダムシ
ードシーケンス：Ｂ１：ｂ１１，ｂ１２，ｂ１３，…，ｂ１ｎ；Ｂ２：ｂ２１，ｂ２２，
ｂ２３，…，ｂ２ｎを用いて、任意に決定されたエンジン数Ｅ１、Ｅ２に対して、Ｐをｐ
ｓ（Ｂｉ）  ＝（ｐｓ−１（Ｂｉ）＊  １２３４５＋１１０３５１５２４５＋Ｅｉ＋Ｓ）
％５２４２８８としてｐ１、ｐ２を計算し、シードランダムシーケンスＢ＝｛ｂ１，ｂ２
，ｂ３，…｝＝｛ｂ１ｐ１Λｂ２ｐ２，  ｂ１（ｐ１＋１）  ％５２４２８８Λ  ｂ２（
ｐ２＋１）％  ５２４２８８，…，ｂ１（ｐ１＋ｎ）％  ５２４２８８Λｂ２（ｐ２＋ｎ
）％  ５２４２８８｝を計算する。
（Ｓ０．２２）各ステップの計算単位長さを１６（２ｂｙｔｅｓ）とすると、（１）の対
応ランダム値が最大で６５５３５となり、（２）Ｂ長さが６５５３６  ｂｙｔｅｓであり
、６５５３６個の要素を有する文字配列Ｂ［６５５３６］を構成する。
（Ｓ１．１２）残りの平文がＬｓ以上になるまでステッピングする場合、Ｌｓ＝Ｂ［Ｐｓ
−１％６５５３６］％６８  ＋６４として定義する。
（Ｓ１．２２）残りの平文がＬｓより短くなるまでステッピングすると、Ｌｓ＝残りの平
文長さを強制的に設置する（復号には、ＬＳを変化させずに、計算完成後、冗長平文を捨
てるようにしてもよい）。
（Ｓ２２）Ｆｓ＝（Ｓ＋Ｂ［Ｐｓ−１％６５５３６］）％８＋１６として定義する。
（Ｓ３２）実施例（Ｓ３）におけるＢマッピングをＰ（ｂｓ）＝（Ｂ［（Ｐ（ｂｓ−１）
＋Ｓ）％６５５３６］＋１１０３５１５２４５）％５２４２８８に変更する。
（Ｓ４２）実施例（Ｓ４）におけるＢマッピングをＰ（ｂｆｓ）＝（Ｂ［（Ｐ（ｂｆ−１
ｓ）＋Ｓ）％６５５３６］＋１１０３５１５２４５）％５２４２８８、
ｆ＝１，２，…，Ｆｓ；Ｐ（ｂｆ（１）ｓ）＝Ｐ（ｂｓ）に変更する。
上記変更によって、（１）多頻度排他的論理和の排他的論理和頻度を増加し、（２）キー
Ｂのビットフィールドを選択する方式について、前進方式を前のステップの値で位置を決
定する擬似ランダム方式に変更し、それによって、対応するビットフィールドで選択され
るカオス度を向上させ、（３）（Ｓ１．１２）において、モジュラスが６４又は３２では
なく、６８であり、それによって、ビットフィールドについて選択される最大長さが、最
短長さの２倍以上となる可能性がある。
実施例２では、前のステップのキーのビットフィールドランダム値で現在のステップのキ
ーを擬似ランダムに再構成する暗号化プロセスが実現される。
【００５０】
実施例３：
実施例２について、以下のように変更する。
（Ｓ０．４３）別にランダムシーケンスＢＴの長さがＢに等しくなるように定義する。
（Ｓ２３）Ｆｓ＝（Ｓ＋Ｂ［ｂ’ｓ−１％６５５３６］）％８＋１６として定義する。
（Ｓ３３）実施例（Ｓ３２）におけるＢマッピングをＢＴのマッピングに変更する。
Ｐ（ｂＴｓ）＝（Ｂ［（ｂ’ｓ−１＋Ｓ）％６５５３６］＋１１０３５１５２４５）％５
２４２８８
（Ｓ４３）実施例（Ｓ４２）におけるＢマッピングを
Ｐ（ｂＴ，ｆｓ）＝（Ｂ［（ｂ’ｆ−１ｓ＋Ｓ）％６５５３６］＋１１０３５１５２４５
）％５２４２８８；
ｆ＝１，２，…，Ｆｓ；Ｐ（ｂＴ，  ｆ（１）ｓ）＝Ｐ（ｂＴｓ）に変更する。
上記変更によって、Ｂからランダム値を取得して、ＢＴを擬似ランダムに再構成すると、
同様にＢに隠蔽及びカオスの特性を付与する。
実施例３では、前のステップで取得されたランダム値から別のランダムシーケンスをスケ
ジューリングすることによって、キーを擬似ランダムに再構成するプロセスが実現される
。
【００５１】
実施例４：
実施例２について、以下のように変更する。
（Ｓ０．４４）暗号文Ｃが現在のステップで達するビット長さをｃｓとして定義する。
（Ｓ１．１４）ビットフィールド長さを、Ｌｓ＝Ｂ［Ｐｓ−１％６５５３６］％（ｃｓ−
１／８）＋６４のように修正する。
上記変更によって、暗号文発生の進捗に従ってＢの排他的論理和ビットフィールドを選択
し、Ｂの隠蔽及びカオスの特性を変える。
実施例４では、暗号文シーケンスの進捗に従ってキーの擬似ランダム再構成プロセスを制
御する。
【００５２】
実施例５：
実施例２について、以下のように変更する。
（Ｓ０．２５）各ステップの計算単位長さを２０（２．５  ｂｙｔｅｓ）とすると、対応
する最大ランダム値が６５５３５よりはるかに大きくなり、それについて６５５３６の剰
余演算をしても、ｂｙｔｅ文字配列Ｂ［６５５３６］に亘って存在している。
（Ｓ７５）（Ｓ３２）におけるＢマッピング関数について、式ｉ＝（ｂ’ｓ−１＊Ｓ）％
３によって下記３個の関数を選択する。
Ｐ［０］（ｂｓ）＝（Ｂ［（ｂ’ｓ−１＋Ｓ）％６５５３６］+（Ｂ［ｃ’ｓ−１％６５
５３６］））％５２４２８８
Ｐ［１］（ｂｓ）＝（Ｂ［ｂ’ｓ−１／８］＋（Ｓ＊１２３４７））％５２４２８８
Ｐ［２］（ｂｓ）＝（Ｂ［（ｂ’ｓ−１＋Ｓ＋１１０３５１５２４５）％  ６５５３６］
）％５２４２８８
ここで、ｃ’ｓ−１は、協定した計算単位で前のステップの暗号文について取る値を示し
、それによってキー要素ランレングスのカオス度を一層向上させる。
注：（１）この例では、復号アルゴリズムを、暗号化するときにｃ’ｓ−１が対応する構
成関数の発生項であり、復号するときに、ｃ’ｓ−１が対応する構成関数のソース項であ
るように変更する。（２）暗号文のビットフィールドを用いてキーのビットフィールドを
構成するのではなく、それを用いてキー構成のランレングスを変更する。
実施例５では、平文がキーを擬似ランダムに再構成するランレングスを間接的にスケジュ
ーリングすることが実現される（注：計算単位は、２０ビットである）。
【００５３】
実施例６：
実施例２について、以下のように変更する。
（Ｓ０．４６）配列Ｓ［２］＝｛ユーザの携帯番号；ユーザ名；｝を定義する。
（Ｓ０．５６）Ｋ＝Ｓ［ｂｓ−１％２］として定義する。
（Ｓ２６）Ｆｓ＝（Ｓ［ｂ’ｓ−１％２］＋Ｂ［Ｐｓ−１／８］）％８＋１６として定義
する。
（Ｓ３６）（Ｓ３２）におけるＢマッピングをＰ（ｂｓ）＝（Ｂ［（ｂ’ｓ−１＋（Ｓ［
ｂ’ｓ−１％２］））％６５５３６］）％５２４２８８に変更する。
（Ｓ４６）（Ｓ４２）におけるＢマッピングをＰ（ｂｆｓ）＝（Ｂ［（ｂ’ｆ−１ｓ＋（
Ｓ［ｂ’ｓ−１％２］））％６５５３６］）％５２４２８８，ｆ＝１，２，…，Ｆｓに変
更する。
このように、マッピング、固定頻度ランレングスのカオス度がさらに向上する。
実施例６では、前のステップで得られたランダム値と複数の特徴値によって、キーを擬似
ランダムに再構成するプロセスが実現される。
【００５４】
実施例７：
実施例２について、以下のように変更する。
（Ｓ０．１７）１組の代替ランダムシードシーケンス：Ｂ３：ｂ３１，ｂ３２，ｂ３３，
…，ｂ３ｎを追加する。同じ方法によって、Ｂ２、Ｂ３から別のシードランダムシーケン
スＢ２を生成する。
（Ｓ０．４７）シードシーケンス配列Ｂ［２］＝｛Ｂ１，Ｂ２｝として定義する。
（Ｓ０．５７）Ｇ＝Ｂ［ｂｓ−１］％２＋１として定義する。
（Ｓ２７）Ｆｓ＝（Ｓ＋ＢＧ［Ｐｓ−１／８］）％８＋１６として定義する。
実施例６について、以下のように変更する。
（Ｓ３７）（Ｓ３２）におけるＢマッピングをＰ（ｂｓ）＝（ＢＧ［（ｂ’ｓ−１＋（Ｓ
［ｂ’ｓ−１％２］））％６５５３６］）％５２４２８８に変更する。
（Ｓ４７）（Ｓ４２）におけるＢマッピングをＰ（ｂｆｓ）＝（ＢＧ［（ｂ’ｆ−１ｓ＋
（Ｓ［ｂ’ｆ−１ｓ％２］））％６５５３６］）％５２４２８８に変更する。
マッピング、固定頻度ランレングスのカオス度がさらに向上する。
実施例７では、複数のシードランダムシーケンスから現在のステップのシードランダムシ
ーケンス再構成キーを擬似ランダムに選択するプロセスが実現される。
【００５５】
実施例８：
実施例２について、以下のように変更する。
（Ｓ０．１８）１組の代替ランダムシードシーケンス：Ｂ３：ｂ３１，ｂ３２，ｂ３３，
…，ｂ３ｎを追加する。同じ方法によってＢ２、Ｂ３から別のシードランダムシーケンス
Ｂ２を生成する。
（Ｓ０．４８）シードシーケンス配列Ｂ［２］＝｛Ｂ１，Ｂ２｝として定義する。
（Ｓ０．５８）Ｇ＝Ｂ［ｂｓ−１％２］＋１として定義する。
（Ｓ２８）Ｆｓ＝（Ｋ＋ＢＧ［Ｐｓ−１／８］）％８＋１６として定義する。
（Ｓ３８）（Ｓ３２）におけるＢマッピングをＰ（ｂｓ）＝（Ｂ１［ｂ’ｓ−１％６５５
３６］）+（Ｂ２［ｂ’ｓ−１％６５５３６］）に変更する。
（Ｓ４８）（Ｓ４２）におけるＢマッピングをＰ（ｂｆｓ）＝（Ｂ１［ｂ’ｆ−１ｓ％６
５５３６］）+（Ｂ２［ｂ’ｆ−１ｓ％６５５３６］）に変更する。
同様に、マッピング、固定頻度ランレングスのカオス度が向上する。
実施例８では、複数のシードランダムシーケンスを同時に使用して、キーを擬似ランダム
に再構成するプロセスが実現される。
【００５６】
実施例９：
実施例２について、以下のように変更する。
（Ｓ０．１９）１組の代替ランダムシードシーケンス：Ｂ３：ｂ３１，ｂ３２，ｂ３３，
…，ｂ３ｎを追加する。同じ方法によってＢ２、Ｂ３から別のシードランダムシーケンス
Ｂ２を生成する。
（Ｓ０．４９）シードシーケンス配列Ｂ［２］＝｛Ｂ１，Ｂ２｝として定義する。
（Ｓ０．５９）Ｇ＝Ｂ［ｂ’ｓ−１％２］として定義する。
（Ｓ２９）Ｆｓ＝（ＢＧ［ｂ’ｓ−１／８］）％８＋８として定義する。
（Ｓ３９）（Ｓ３２）におけるＢマッピングを２つのシードのそれぞれのマッピングＰ（
ｂ１，ｓ）＝Ｂ１［（ｂ’ｓ−１＋Ｓ）％６５５３６］，Ｐ（ｂ２，ｓ）＝Ｂ２［（ｂ’
ｓ−１＋Ｓ）％６５５３６］に変更する。
（Ｓ４９）（Ｓ４２）におけるＢマッピングを、２つのシードのそれぞれのマッピングＰ
（ｂｆ１，ｓ）＝Ｂ１［（ｂ’ｆ−１ｓ＋Ｓ）％６５５３６］、Ｐ（ｂｆ２，ｓ）＝Ｂ２
［（ｂ’ｆ−１ｓ＋Ｓ）％６５５３６］；ｆ＝０，１，…，Ｆｓに変更し、
暗号化プロセスを、以下のように定義する。
（Ｓ６９）現在のステップの排他的論理和ｃｓ＝（…（ｍｓ+ｂ１，ｓ）+ｂ２，ｓ）+ｂ
ｆ２１，ｓ）+ｂｆ２２，ｓ）…+ｂＦｓ１，ｓ）+ｂＦｓ２，ｓ。
同様に、マッピング、固定頻度ランレングスのカオス度がさらに向上する。
（Ｓ６９）を（Ｓ６９’）に変更する以外、復号プロセスは、暗号化プロセスと同様であ
る。
（Ｓ６９’）     ｍｓ＝（…（ｃｓ+ｂ１，ｓ）+ｂ２，ｓ）+ｂｆ２１，ｓ）+ｂｆ２２
，ｓ）…+ｂＦｓ１，ｓ）+ｂＦｓ２，ｓ
実施例９では、前のステップで得られたランダム値から複数のシードランダムシーケンス
をスケジューリングし、平文について多頻度排他的論理和暗号化を直接行うプロセスが実
現される。
【００５７】
実施例１０：
実施例９について、以下のように変更する。
（Ｓ５１０） 跳躍し又は跳躍せずにキーを擬似ランダムに再構成する。
（Ｓ５．１１０） Ｊ１＝｛ｊ１１，ｊ１２，…，ｊ１Ｌ｝として定義し、ここで、ｊ１
１は、Ｂ１［ｂ’ｓ−１］の一番目のビットとし、それ以降、順次前進する。
Ｊ２＝｛ｊ２１，ｊ２２，…，ｊ２Ｌ｝として定義し、ここで、ｊ２１は、Ｂ２［ｂ’ｓ
−１］の一番目のビットとし、それ以降、順次前進し、
Ｊｆ，１＝｛ｊｆ，１１，ｊｆ，１２，…，ｊｆ，１Ｌ｝として定義し、ここで、ｊｆ，
１１は、Ｂ１［ｂ’ｆ−１ｓ］の一番目のビットとし、それ以降、順次前進し、
Ｊｆ，２＝｛ｊｆ，２１，ｊｆ，２２，…，ｊｆ，２Ｌ｝として定義し、ここで、ｊｆ，
２１は、Ｂ２［ｂ’ｆ−１ｓ］の一番目のビットとし、それ以降、順次前進し、
ｆ＝１，２，…，Ｆｓとして定義する （注、Ｊの独立変数域は、Ｂ１［（Ｐ（ｂｓ−１
）＋１６）％６５５３６］ではない）。
（Ｓ５．２１０）下記式により、Ｂｉからそれぞれ上記Ｊ配列要素に従って前進し、跳躍
し又は跳躍せずに各ビットを選択してスプライスしてキーのビットフィールドを構成する
。
2020517209.tif 000005
、
2020517209.tif 000006
実施例１０では、跳躍し又は跳躍せずに複数のキーフィールドビットを選択して、平文の
ビットフィールドに対して直接多頻度暗号化を行うプロセスが実現される。
【００５８】
実施例１１：
実施例９において、（Ｓ６９）を分解する。
（Ｓ０．６１１）ペアリング関数Ｃｆを作成して、入れ替えビットが現在のステップの開
始ビットになった後のＬ／２＋８、Ｌ／２−８を決定する。
（Ｓ６．１１１）（Ｓ６９）をＦｓステップに分解する。
ｃ１＝ｍｓ+ｂ１，ｓ；ｃ２＝ｃ１+ｂ２，ｓ；ｃ３＝ｃ２+ｂｆ２１，ｓ；…；ｃＦｓ＝
ｃＦｓ−１+ｂＦｓ２，ｓ
（Ｓ６．２１１）各ステップの排他的論理和後、ターゲットビットフィールドｃｆｓに対
してペアリング入れ替えをする。
ｃｆＬ／２＋８  ＜＝＞  ｃｆＬ／２−８
注：復号するときに、上記ペアリング入れ替えとは、（Ｓ６．１１１）の各ステップの排
他的論理和の前に、ソースビットフィールド（暗号文）について実施される。
実施例１１では、ビットペアリング入れ替えを備える擬似ランダム再構成の暗号化プロセ
スが実現される。
【００５９】
実施例１２：
（Ｓ６．２．０１２）実施例１１における（Ｓ６．１２１１）について、頻度ごとに、Ａ
で算出した増大長さでビット長さの延長を１回行う。
Ａｆ，ｓ＝Ｌｆ−１，ｓ＋（Ｓ＊Ｆｓ＋１２３４５）％３＋１
（Ｓ６．２．１１２）各頻度の排他的論理和対象について、平文から延長ビットをスプラ
イスし、平文が最後まで到達すると、延長を停止する。（復号の場合は、暗号文から頻度
ごとに延長ビットをスプライスする）
Ｃｆ＝（ｃｆ−１+ｂ２，ｓ）｜｜ｍ（Ｌｆ−１，ｓ＋Ｓ％Ｆｓ）；…；ｃＦｓ−１＝（
ｃＦｓ−２+ｂ１，ｓ）｜｜ｍ（ＬＦｓ−１，ｓ＋Ｓ％Ｆｓ）
（Ｓ６．２．２１２）第Ｓステップでは、暗号文について拡張部分を配置せず、拡張部分
のすべてのビットを平文の対応ビットに埋め戻し、次のステップの排他的論理和に用いる
。
（Ｓ６．２１２）を（Ｓ６．２１２’）に変更する以外、復号プロセスは、暗号化プロセ
スと同様である。
（Ｓ６．２．１１２’）各頻度の排他的論理和対象について、暗号文から延長ビットをス
プライスし、暗号文が最後まで到達すると、延長を停止する。
ｍｆ＝（ｍｆ−１+ｂ２，ｓ）｜｜ｃ（Ｌｆ−１，ｓ＋Ｓ％Ｆｓ）；…；ｍＦｓ−１＝（
ｍＦｓ−２+ｂ１，ｓ）｜｜ｃ（ＬＦｓ−１，ｓ＋Ｓ％Ｆｓ）
（Ｓ６．２．２１２’）第Ｓステップの平文について拡張部分を配置せず、拡張部分のす
べてのビットを平文と暗号文の対応ビットに埋め戻し、次のステップの排他的論理和に用
いる。
注：現在のステップのソースビットフィールドがすでにＳステップにより部分的に処理さ
れており、つまり、第Ｓ＋１ステップのターゲットビットフィールドの開始部分がＳステ
ップのキー排他的論理和もＳ＋１ステップのキー排他的論理和も行われている。各ステッ
プが擬似ランダム協定に従うため、復号するときに、このプロセスには変化がなく、この
ため、復号により平文を戻すことができる。
実施例１２では、各頻度の排他的論理和のビットフィールド長さを変動する。それによっ
て、付随式擬似ランダム再構成方法は、ワンタイムパッドの効果に近くなる。
【００６０】
実施例１３：
実施例２について、以下のように変更する。
（Ｓ０．１１３）ランダムシーケンス長さｎを５２４２８８とし、２組の代替ランダムシ
ードシーケンス：Ｂ１：ｂ１１，ｂ１２，ｂ１３，…，ｂ１ｎ；Ｂ２：ｂ２１，ｂ２２，
ｂ２３，…，ｂ２ｎを選択し、任意に決定されたエンジン数Ｅ１、Ｅ２について、Ｐをｐ
ｉ＝（（ｐｉ−１＋１）＊  １２３４５＋１１０３５１５２４５＋Ｅ＋Ｓ）％５２４２８
８としてｐ１、ｐ２を計算する。
（Ｓ０．３１３）Ｆｊｓ＝（Ｓ＋  Ｂ［Ｐｊｓ−１％６５５３６］）％８＋１６として定
義する。
（Ｓ０．４１３）Ｂｊマッピング関数Ｐ（ｂｊｓ） ＝Ｂ［（ｂ’ｊｓ−１＋Ｓ）％６５
５３６］％５２４２８８として定義する。
（Ｓ０．５１３）シードランダムシーケンスが擬似ランダムに再構成するビットフィール
ド長さＬｓを定義する。
（Ｓ０．５．１１３）代替ランダムシーケンスＢｉの残りの長さがＬｓ以上である場合、
Ｌｓ＝Ｂ１［ｂ’ｓ−１％６５５３６］％１６＋６４となる。
（Ｓ０．５．２１３）代替ランダムシーケンスＢｉの残りの長さがＬｓより短い場合、Ｌ
ｓ＝残りの平文長さを強制的に配置する。
（Ｓ０．６１３）ｂｊｓ＝ｂｊｓ（Ｐｊｓ，Ｌｊｓ，Ｆｊｓ）
（Ｓ０．７１３）現在のステップの排他的論理和ｂｓ＝ｂ１ｓ+ｂ２ｓ 
（Ｓ０．８１３）Ｓ＝Ｓ＋１
それによって、シードランダムシーケンスのカオス度が向上する。
実施例１３では、シードランダムシーケンスの非前進式擬似ランダム再構成プロセスが実
現される。
上記各実施例に使用される各操作関数は、大幅に調整することができ、それにより付随式
擬似ランダム構成方法の適用範囲を拡大させる。
【符号の説明】
【００６１】
図３において、ｂｓは、擬似ランダム再構成によりＢにおけるｂｊビットからｂｊ＋Ｌビ
ットまで切り取るものであり、ｍｓは、Ｌｓ長さで前進して取得するものであり、ｃｓは
、Ｌｓ長さでｍｓを前進して排他的論理和を行うことにより生成するものであり、Ｅは、
暗号化ごとにランダムに生成するエンジンであり、Ｓは、特徴数である。
【図１】
2020517209.tif 000007
【図２】
2020517209.tif 000008
【図３】
2020517209.tif 000009
【国際調査報告】
2020517209.tif 000010
2020517209.tif 000011
2020517209.tif 000012
2020517209.tif 000013