專利名稱：用于生成偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列的方法、系統(tǒng)和設(shè)備的制作方法
技術(shù)領(lǐng)域：
本發(fā)明涉M口密/解密領(lǐng)域，并且本發(fā)明關(guān)注用于生成偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列 的系統(tǒng)和方法。
本發(fā)明找到 一種在創(chuàng)建旨在對稱加密的比特系列中高度有利的應(yīng)用， 所述對稱加密是一種加密處理，其中，加密和解密使用相同秘密密鑰。本 發(fā)明的上下文首先描述將消息逐比特加到相同長度的偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列的加 密方法，其次描述方法，在所述方法中加密運(yùn)算和解密運(yùn)算是相同的。在
諸如移動(dòng)通信(GSM、 UMTS等)、互聯(lián)網(wǎng)(SSL等)、微芯片卡(銀行 卡)等的所有類型的通信中通常采用對稱加密。
背景技術(shù)：
最基本的對稱加密技術(shù)是已知的流加密技術(shù)，其以明文將消息逐比特 加到相同長度的隨機(jī)系列。這種技術(shù)增加了產(chǎn)生長偽隨機(jī)系列的必要和困 難問題，
最常用的流加密方法^^用獨(dú)立于將通過采用線性反饋移位寄存器而加 密的消息以節(jié)省石更件所生成的偽隨機(jī)系列。
線性反饋移位寄存器的主要缺點(diǎn)在于它們是線性的。事實(shí)上，如果寄 存器的輸出比特的速率等于寄存器的長度并且已知與寄存器關(guān)聯(lián)的反饋多 項(xiàng)式，則可以確定寄存器的輸出比特和所有后續(xù)狀態(tài)。
因此，為了 "破壞"線性反饋移位寄存器的線性，標(biāo)準(zhǔn)的做法是例如 使用非線性布爾函數(shù)來組合來自多個(gè)寄存器的輸出和其可能的內(nèi)部狀態(tài)。
圖5示出這種生成器21，其3皮稱為互縮生成器(shrinking generator )， 在歐洲專利申請EPO 619 659中描述了這種生成器，其包括第一線性反饋
移位寄存器123a、第二線性反饋移位寄存器123b以及用于選擇生成器121 的輸出的裝置125。
在每次移位時(shí)，兩個(gè)寄存器123a和123b被同時(shí)移位，并且如果第一 寄存器123a的輸出是'T，，則設(shè)備121的輸出等于第二寄存器123b的輸 出，'否則不輸出比特。
互縮生成器允許不僅組合兩個(gè)線性反饋移位寄存器的輸出，而且更通 常地，組合^f壬意一對比特系列?；タs生成器屬于流加密系統(tǒng)的分類，其中， 一個(gè)線性反饋移位寄存器控制另 一線性反饋移位寄存器。這個(gè)構(gòu)思在于通 過既改變所采用的各個(gè)寄存器之間的移位數(shù)量又改變兩個(gè)連續(xù)比特之間的 移位數(shù)量來破壞寄存器的線性。
被稱為自縮生成器的互縮生成器的變化是基于相同原理的，但僅使用 一個(gè)寄存器。逐兩個(gè)比特地讀取寄存器的輸出比特，并且第一比特控制第 二比特的輸出，從而如果第一比特是'T，，則系統(tǒng)的輸出是第二比特；否 則不輸出比特。
僅使用線性反饋移位寄存器具有許多缺點(diǎn)。主要缺點(diǎn)是來自設(shè)備的線 性的弱點(diǎn)。如果通過布爾函數(shù)來組合寄存器，則也是不利的。在硬件級別， 這些不利之處來自于實(shí)現(xiàn)功能的復(fù)雜度。此外，這種函數(shù)是固定的，并且 易受攻擊。
此外，如果在偽隨機(jī)系列生成器使用的移位寄存器的反饋是常規(guī)的并 且容易預(yù)測的，則該生成器容易受到代數(shù)攻擊。
更進(jìn)一步地，統(tǒng)計(jì)方法已經(jīng)示出互縮生成器的某些弱點(diǎn)。具體地說， 在互縮生成器中，由兩個(gè)輸出比特之間的兩個(gè)寄存器所影響的移位數(shù)量改 變，并且對于兩個(gè)寄存器均具有相同的值。

發(fā)明內(nèi)容
本發(fā)明提供一種從初始數(shù)據(jù)流生成偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列的方法，其包括以 下步驟
定義形成完全前綴碼的碼字的集合； 定義輸出字的集合；
-定義去同步函數(shù)，其將來自所述輸出字的集合的輸出字與所述完全 前綴碼中的任意碼字關(guān)聯(lián)；
將初始數(shù)據(jù)流分解為根據(jù)所述完全前綴碼所編碼的字的系列；
根據(jù)去同步函數(shù)將所述已編碼的字的系列中的字與對應(yīng)輸出字關(guān) 聯(lián)，以形成所述偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列。
因此，完全前綴碼使得初始數(shù)據(jù)流能夠被獨(dú)特地分解，并且可以由有 限自動(dòng)機(jī)(finite automaton)容易地起作用。此外，該方法實(shí)現(xiàn)簡單，并 且使用初始數(shù)據(jù)流去同步函數(shù)來生成偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列。事實(shí)上，完全前綴 碼和"去同步分量，，的使用防止了代數(shù)攻擊，或者，在產(chǎn)生所確保的最小 數(shù)量的比特的同時(shí)實(shí)質(zhì)上無效地呈遞它們。與之對比，即使將互縮生成器 用作偽隨機(jī)系列生成器中的去同步分量，最小的所確保的速率實(shí)際上也是 零。
所述去同步函數(shù)有利地是取決于預(yù)定參數(shù)的參數(shù)化函數(shù)，可以在生成 偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列期間修改所述預(yù)定參數(shù)的值。
去同步取決于可修改的初始化參數(shù)的事實(shí)增加了初始數(shù)據(jù)流和偽隨機(jī) 數(shù)據(jù)序列之間的關(guān)系的復(fù)雜度，使得更難以預(yù)測偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列。
根據(jù)本發(fā)明的特征，所述輸出字的集合包括用于每一輸出字的補(bǔ)碼輸 出字。
例如，對于給定的輸出字長度，這樣平衡了所述輸出字的集 合中的"0"和"1"的數(shù)量。
所述完全前綴碼的碼字優(yōu)選地具有受上限h限制的長度，并且所述碼 如下如果任意輸出字x具有與輸出字y相同的長度，則按照輸出字x的 所述去同步函數(shù)的前項(xiàng)(antecedent)的數(shù)量與按照輸出字y的所述去同 步函數(shù)的前項(xiàng)的數(shù)量相同。
句話說，在所述輸出序列中的具有值"0"的比特和具有值'T，的比特包 含關(guān)于所述初始數(shù)據(jù)序列的相同數(shù)量的信息。
所述完全前綴碼的字有利地具有受下限m限制的長度，并且有利的是， 存在所述完全前綴碼的字的上限長度l，從而對于小于或等于上限長度l的 任意長度k,完全前綴碼包含長度k的2"1—1個(gè)字。
該特征通過優(yōu)化所述偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列的概率分布而增強(qiáng)了上述統(tǒng)計(jì)特性。
所述方法的第一實(shí)施例的特征在于
由碼字的集合d定義完全前綴碼，所述碼字具有以下形式，其中，
h>2:
C產(chǎn)(0r0;0 < n < h-2} U {10nl;0 < n < h-2} U {01h-1} U {10h1} .從二進(jìn)制集合E尸(O，l)由字定義輸出字的集合； .參數(shù)化去同步函數(shù)的預(yù)定參數(shù)u是矢量uKuq,…，u^)，其分量屬于 集合{0，1};以及
.按以下方式定義參數(shù)化去同步函數(shù)fu: .fu (01n0) =un，對于(Xn《h-2; .fu (01nl) =un l，對于(K"h-2;
fu ( 01" ) =11"
fu (10h-" =uh l。
該實(shí)施例相對廉價(jià)地實(shí)現(xiàn)，并且可以有利地用于提供硬件類型加密。 此外，比特輸出的數(shù)量(即偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列的比特?cái)?shù)量)和輸入比特的數(shù) 量(即初始數(shù)據(jù)流的比特?cái)?shù)量)之間的比率嚴(yán)格大于1/3，并且長度h的輸 入上的比特輸出的所確保的最小數(shù)量是1 。
所述方法的另一實(shí)施例的特征在于
由以下述形式的兩個(gè)字節(jié)構(gòu)成的碼字的集合C2定義完全前綴碼
C2={wlW2; Wj"0，1〉8， i=l，2}; .由來自集合￡2={0，1}811{￡}的字定義輸出字的集合； .參數(shù)化去同步函數(shù)的預(yù)定參數(shù)v是矢量V=(Vo，，..，V8,、)，其分量屬于集合{0，1}，前面八個(gè)分量Vo，…，Vs的值是不變量，最后的分量^的 值是變量；以及
.^!t化去同步函數(shù)fv :C2 — { s } U {0，1}8與形式Wlw2的任意字關(guān)聯(lián) .如果滿足以下條件之一，則字w!:
4<wt(wi w2) <8并且v wt(wi@w2)=b, wt是Hamming重量，b 是來自{0，1}的預(yù)定元素；
0《wt(w^W2)〈4并且Vwt(w^w2)共b;
.wt(Wi④W2)-4， ^=1， 4〈wt(Wi十W2十e)《8并且V4-b, e是來自 {0，1}8的奇數(shù)Hamming重量字；
wt(Wi十W2"4， ^=1， 0<wt(wi w2 e)<4并且v4#b; ,如果滿足以下條件之一，則字w2:
4〈wt(Wi十w2) < 8并且v wt(wl④w2) # b;
0 < wt(Wi w2)<4并且v wt(wl十w2)=b;
wt(w^W2)-4， K=i, 4〈wt(wi①W2十e)《8并且V4-b;
wt(wt w2)=4, ^ =1 ， 0 < wt(Wi w2 e)<4并且v 4=b;以及 .如果Wt(W^W2"4并且^=0，則空字s 。
該實(shí)現(xiàn)方式可以有利地用于軟件類型加密。此外，字節(jié)輸出數(shù)量和輸 入字節(jié)數(shù)量之間的比率嚴(yán)格大于1/3,并且長度h字節(jié)的輸入上的字節(jié)輸出 的所確保的最小數(shù)量是l。
本發(fā)明還提供一種生成器，用于從初始數(shù)據(jù)流生成偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列， 其特征在于包括存儲(chǔ)器和處理單元，所述存儲(chǔ)器存儲(chǔ)形成完全前綴碼的
碼字的集合和輸出字的集合，并且所述處理單元能夠讀取初始數(shù)據(jù)流，并 將其分解為根據(jù)所述完全前綴碼所編碼的字的系列，并根據(jù)去同步函數(shù)將
所述已編碼的字的系列中的字與對應(yīng)輸出字關(guān)聯(lián)，以生成所述偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列。
因此，所述生成器示出具有不取決于初始數(shù)據(jù)流的特定特性的最小速 率的偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列。此外，所述生成器易于實(shí)現(xiàn)、高效，并具有相對低 的成本。
所述生成器有利地進(jìn)一步包括M化裝置(parameterizing means ), 用于取決于預(yù)定參數(shù)來呈遞去同步函數(shù)，并在生成偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列期間修 改所述預(yù)定參數(shù)的值。
因此，不知道初始化參數(shù)的值或其被修改的時(shí)間就使得更加難以預(yù)測 所述偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列。
本發(fā)明還提供一種加密/解密設(shè)備，包括異或邏輯門和具有上述特征 的生成器。
所述設(shè)備提供了 一種簡單的方式來將所述偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列的每一比特 與將通過模2加以形成極大線性復(fù)雜度的已加密數(shù)據(jù)序列的消息的數(shù)據(jù)序 列的對應(yīng)比特進(jìn)行組合。
本發(fā)明還提供一種安全系統(tǒng)，包括經(jīng)由網(wǎng)絡(luò)所連接的至少兩個(gè)實(shí)體， 其中，所述至少兩個(gè)實(shí)體中的每一個(gè)包括具有上述特征的加密/解密設(shè)備。
因此，所述安全系統(tǒng)包括易于實(shí)現(xiàn)同時(shí)具有作為固有復(fù)雜度的機(jī)制的 結(jié)構(gòu)。


當(dāng)閱讀以下通過非限定示例所給出的描述并參照附圖時(shí)，本發(fā)明的其
它特點(diǎn)和優(yōu)點(diǎn)會(huì)變得明顯，其中
圖1是用于生成偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列的本發(fā)明的方法的高度示意性示圖； 圖2A和圖2B概略示出將初始數(shù)據(jù)流分解為根據(jù)本發(fā)明所編碼的字的
序列的有限自動(dòng)機(jī)的示意性示例；
圖3A和圖3B示出本發(fā)明的偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列生成器的示意性示例； 圖4示出包括圖3A和圖3B的生成器的安全系統(tǒng)；以及 圖5是現(xiàn)有技術(shù)生成器的示意性示圖。
M實(shí)施方式
圖1示出根據(jù)本發(fā)明的方法從初始數(shù)據(jù)流3生成偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列1的 示意性示例。
術(shù)語"字，，(或圖案)以下指的是來自字母表-例如僅包括0和1的
二進(jìn)制集合的字母表-的任意有限的字母的系列。每個(gè)字于是具有給定的
長度。例如，1、 11、 000、 1010、 00111是分別具有長度1、 2、 3、 4、 5 的字。此外，"空"字s是零長度的字(即字不包含任意字母)。
初始數(shù)據(jù)流3與高"線性復(fù)雜度"的數(shù)據(jù)序列對應(yīng)。例如，可以由初 始產(chǎn)生裝置23 (見圖3A)來生成初始數(shù)據(jù)流3，初始產(chǎn)生裝置23包括最 大周期線性反饋移位寄存器。
事實(shí)上，可以由無限數(shù)量的線性反饋移位寄存器來生成任意周期系列。 這些寄存器中的一個(gè)比所有其它寄存器短。這個(gè)最短寄存器的長度4皮稱為 流的"線性復(fù)雜度，，。如果初始數(shù)據(jù)序列的線性復(fù)雜度是L，則可以使用 Berlekamp-Massey算法來從長度2L的初始數(shù)據(jù)序列的子系列來重構(gòu)寄存 器的初始狀態(tài)(并且事實(shí)上是所有序列)。
因此，為了生成安全偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列，推薦初始數(shù)據(jù)流3具有較高線 性復(fù)雜度。事實(shí)上，當(dāng)前，如果初始數(shù)據(jù)流的線性復(fù)雜度L小于160，則 最佳已知算法可以通過少于28°次的運(yùn)算來重建初始數(shù)據(jù)流3。因此，有利 的是，得到具有線性復(fù)雜度L大于或等于160的初始數(shù)據(jù)流3。
根據(jù)本發(fā)明，定義碼字的集合5a，其形成"完全前綴碼"5。
通用術(shù)語"碼"指的是特定字母表上的字的任意集合。于是將所述碼 的特性看作與正在討論的字母表有關(guān)。
假設(shè)A是任意固定字母表?？紤]以來自A的字母所構(gòu)成的字，并假設(shè) C指定A上的碼。于是
1) 如果存在y， w=xy，則字x被稱為字w的"前綴"，該記法表示x 與y連結(jié)(concatenation)。如果在碼C中沒有作為碼的另一字的前綴的 碼的字，則C被稱為"前綴碼"；
2) 如果字w與C的字連結(jié)，換句話說，如果其可以用C的字Wl、
W2、……、Wn寫為W-WiW2…Wn,則字W被稱為由C來編碼；于是，對于
任意字w，如果存在字w，從而ww，由C來編碼，則C纟皮稱為"完全的"。 可以看出，對于任一字w，當(dāng)且僅當(dāng)存在字w，以及屬于C的碼字u使得u 是字ww，的前綴時(shí)，也就是如果存在字w，、屬于C的碼字u、以及字u，，
使得ww，等于uu，，則碼C是完全的。
如果C既是前綴碼又是完全碼，則C被稱為完全前綴碼。 更進(jìn)一步地，定義由E所指定的輸出字7a的集合7，從而E被包含在
(O，lf和(s }的并集中，并且通過將來自輸出字的集合7的輸出字7a與完
全前綴碼5的任意碼字5a關(guān)聯(lián)來定義去同步函數(shù)f。
例如，輸出字的集合7是集合E={s ,0,1}或五={0,1}或E={s }和
{,0,1嚴(yán)的并集(其中，k>l，即多個(gè)字節(jié))。具體地說，對于輸出字的給
定長度，為了平衡輸出字的集合中的"0"和"1"的數(shù)量，有利的是，選
擇輸出字的集合7，其包括對于表示為s的任一輸出字7a的表示為f的補(bǔ)
碼輸出字7a。
此外，去同步函數(shù)f;l^本運(yùn)算(例如逐比特模2加)，可以以相對 低的成本來實(shí)現(xiàn)其估算。
因此，本發(fā)明的方法將完全前綴碼C5、輸出字7的集合E以及去同 步函數(shù)f作為輸入。
更進(jìn)一步地，根據(jù)本發(fā)明的方法包括分解運(yùn)算IO，用于將初始數(shù)據(jù) 流3分解為根據(jù)所述完全前綴碼5所編碼的字的序列11。事實(shí)上，完全前 綴碼5的使用提供了初始數(shù)據(jù)流3的獨(dú)特分解。
可以由有限自動(dòng)機(jī)來有利地識(shí)別完全前綴碼5，被給定字w，所述有 限自動(dòng)機(jī)確定字w是否處于完全前綴碼5中。
事實(shí)上，圖2A和圖2B示意性示出有限自動(dòng)^^作13a和13b的兩個(gè)示 例，其用于將初始數(shù)據(jù)流3分解為已編碼的字的序列11。有限自動(dòng)機(jī)包括 由路徑或箭頭17所連接的節(jié)點(diǎn)或狀態(tài)15的集合，從而可以由以I表示的 初始狀態(tài)15和以F表示的最終狀態(tài)15之間的路徑17的集合來定義完全 前綴碼5的每一字。因此，當(dāng)讀取比特時(shí)，取得與所述比特的值對應(yīng)的路 徑17，并且當(dāng)?shù)竭_(dá)最終狀態(tài)F時(shí)，已知的是，對完全前綴碼5的字的讀取 恰好已經(jīng)完成，并且返回到初始狀態(tài)I使得能夠讀取下一字。
圖2A示例識(shí)別由€={10*1,01*0}所定義的完全前綴碼5的碼字，其中，
10*1 (分別地01*0)指定形式10kl (分別地OlkO)的字的集合，其中，k 是整數(shù)。應(yīng)注意，1()Gl與字ll對應(yīng)，而ofo與字oo對應(yīng)。因此，這種有 限自動(dòng)機(jī)13a將初始數(shù)據(jù)流3分解為已編碼的字11的系列，其包括形式為 10...01、 01...10、 ll和OO的字。
此外，圖2B示例識(shí)別具有由碼C={10h+1，01h+1,10kl，01k0,k< h)所定義 的完全前綴碼5的上限h所限制的長度的碼字。
此外，根據(jù)本發(fā)明的方法包括關(guān)聯(lián)運(yùn)算20，其用于根據(jù)去同步函數(shù)f 將已編碼的字的序列11的字與對應(yīng)輸出字7a關(guān)聯(lián)，以形成偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序 列1。
因此，本發(fā)明的機(jī)制的應(yīng)用關(guān)注將輸入系列(即初始數(shù)據(jù)流3)分解 為完全前綴碼5的字的系列11。每當(dāng)識(shí)別完全前綴碼5的字，該字的圖像 通過去同步函數(shù)f產(chǎn)生輸出字。重復(fù)這種機(jī)制，直到達(dá)到初始數(shù)據(jù)流3的 輸入系列的最后比特，或滿足由用戶所確定的停止條件。
注意，在密碼學(xué)應(yīng)用的環(huán)境中，所述機(jī)制(碼5，函數(shù)f)的一些數(shù)據(jù) 或全部數(shù)據(jù)可以有利地保留密碼學(xué)系統(tǒng)的秘密數(shù)據(jù)。
去同步函數(shù)f有利地是取決于在生成偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列1期間可以修改 的值的預(yù)定^lt的參數(shù)化函數(shù)。這種M化函數(shù)于是具有形式 其將來自輸出字7的集合E的元素與長度m的任意二進(jìn)制矢量v (即(0，1廣的任意元素v)以及完全前綴碼C5的任意字x關(guān)聯(lián)。
本發(fā)明的方法于是取得初始數(shù)據(jù)流3和二進(jìn)制矢量v的輸入。可以由 于將(非線性)運(yùn)算應(yīng)用于初始化矢量而導(dǎo)致所述矢量v的選擇。當(dāng)然， 矢量v可以取得預(yù)定值(例如v是空矢量)。矢量v可以有利地在處理期 間被修改，并且因此取決于偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列1的生成。
因此，這個(gè)參數(shù)增強(qiáng)了初始數(shù)據(jù)流3和偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列l(wèi)之間的關(guān)系 的復(fù)雜度，使得更難以預(yù)測偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列1。
此外，為了確保不取決于初始數(shù)據(jù)流3的特定特性的最小速率，有利 的是，對于完全前綴碼5的碼字，具有由上限h所限制的長度，并且從而 如果任意輸出字81具有與另一輸出字S2相同的長度，則按照輸出字81的去
同步函數(shù)f的前項(xiàng)的數(shù)量與按照輸出字S2的去同步函數(shù)f的前項(xiàng)的數(shù)量相 同。
換句話說，完全前綴碼5具有以下有利特性
存在整數(shù)h，使得完全前綴碼C5的所有字具有小于或等于h的長 度；以及
對于任意整數(shù)k，對于來自集合E\{ s }的任意對(Sl,s2)，集合fv"{Sl} 和f/{s2} +的長度k的元素的數(shù)量分別相等。
此外，這樣確保了所生成的輸出偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列1的Hamming重量 (即值"1"的比特的數(shù)量)不提供關(guān)于初始數(shù)據(jù)序列3的任意信息。換句 話說，輸出偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列1中具有值"0"的比特和具有值'T，的比特 包含關(guān)于初始數(shù)據(jù)序列3的相同數(shù)量的信息。
完全前綴碼5的字有利地具有受下限m所限制的長度，并且有利的是 存在所述完全前綴碼的字的較大長度l，從而對于小于或等于所述較大長度 l的任意長度k，完全前綴碼包含長度k的2"^個(gè)碼。換句話說，關(guān)聯(lián)函數(shù) fv滿足以下特性存在整數(shù)m,從而所考慮的碼C的所有字具有大于或等 于m的長度，并且，此外，存在整數(shù)l〉m，從而對于大于或等于m并且 小于或等于1的任意整數(shù)k，碼C\{fv"( s )}確切地包含長度k的21"-1個(gè)字。
因此，在初始數(shù)據(jù)流3的均勻分布的情況下，平均速率具有級(order) l/(m+l)。具體地說，對于偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列的給定比特，并且無論給定比特 是什么(0或1)，生成所述比特的碼字具有長度k的概率都與k成反比。 概率分布的這種選擇關(guān)于偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列1必須滿足的統(tǒng)計(jì)特性是最佳的
在本發(fā)明的第一特定實(shí)施例中，考慮由集合C產(chǎn)(0in();0《ii《h-2〉U (10ni;(Kn《h-2)U(0lh-"U卩0h,(其中，U標(biāo)志并集運(yùn)算符)，h是固 定整數(shù)(h〉2)，并且由二進(jìn)制集合E產(chǎn)(0，1)的字來定義輸出字的集合， 例如。
此外，定義矢量u= (u。，…，Uh^)，其分量屬于集合={0,1}。按以下方 式來定義參數(shù)化函數(shù)fu:
<formula>formula see original document page 14</formula>;
fu (10nl) =un l，對于(K"h-2 ( 表示模2加)；
fu (O,1) -u" ■fu (10"),十l。
在該實(shí)施例中，在知道字x的第一比特以及值n (對于形式"5的字) 或固定值h-l (對于形式""的字)的情況下，對于碼d的任意字x，逐 比特讀取初始數(shù)據(jù)流3，并計(jì)算值fu (x)。
為了描述所述第一實(shí)施例的機(jī)制，使/:(M)-y;(^"6)4④ ，其中，o
<n《h-2，并使/"'(W-D^/"(""')"④"一,。此外，將標(biāo)志初始化為值o，并 僅在識(shí)別碼d的字之后取值l。在每一字識(shí)別之后重置標(biāo)記的值。對于每 一字識(shí)別，當(dāng)前字的第一比特被臨時(shí)存儲(chǔ)在變量c中，并且以變量"length" 來更新字。輸出比特的值被存儲(chǔ)在變量s中。
因此，所述第一實(shí)施例包括以下機(jī)制的重復(fù)
flag —0; length —0
■讀取初始數(shù)據(jù)流3的系列S中的下一比特b .c — b 執(zhí)行
讀取系列S中的下一比特b :i(口果b=c，貝'J flag —1，否貝'J length=length+l 直到(flag=0) 并且 length<h-l .輸出c十uiength. 〃c@ulength=fu'(c，length)
該實(shí)施例相對廉價(jià)地實(shí)現(xiàn)，并且可以有利地用于以硬件中的電子電路 來實(shí)現(xiàn)加密。此外，平均速率，即比特輸出的數(shù)量(偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列1的
比特?cái)?shù)量)和輸入比特的數(shù)量(初始數(shù)據(jù)流3的比特?cái)?shù)量)之間的比率， 嚴(yán)格大于1/3。此夕卜，長度h的輸入上的比特輸出的所確保的最小數(shù)量是1。
在本發(fā)明第二特定實(shí)施例中，由以下面形式中的兩個(gè)字節(jié)所構(gòu)成的碼 字的集合C2來定義完全前綴碼5, C2-(w!W2);Wj 6 {0，1}8， 1=1，2}并且由來 自集合￡2={0，1}8 U { s }的字來定義輸出字的集合。
此外，定義了矢量v=(v ( ,...， v8，i;9),其分量屬于集合{0，1}，前面八
個(gè)分量v e，...， v 8的值是不變量，最后的分量i;,的值是變量。
此外，參數(shù)化函數(shù)fv:C2 — { s } U {0，1}8與形式wlW2的任意字關(guān)聯(lián) .如果滿足以下條件之一，則字w^
4〈wt(Wi w2) < 8并且v wt(wl w2)=b ， wt是Hamming重量，b 是{0，1}的預(yù)定元素；
0 < wt(wi w2)<4并且v wt(wi①w2) # b;
wt(wt w2)=4,=1 ， 4<wt(wi①w2十e) < 8并且v 4=b ， e是來 自{0,1}8的奇數(shù)Hamming重量字；
wt(wi w2)=4， Pg=l， 0 < wt(wi十W2十e)〈4并且v 一b; .如果滿足以下條件之一，則字W2:
.4〈wt(Wi十w2) < 8并且v wt(wi十w2) # b; 0《wt(wi w2)<4并且v wt(wi w2產(chǎn)b; wt(wi@w2)=4, i 9=l， 4ovt(wi④W2十e) <8并且v 一b; wt(wi @ w2)=4, f9 =1 ， 0 < wt(Wi十w2十e)<4并且v 4=b; 以及 .如果Wt(Wi①W2)-4并且^=0，則空字s 。
為了描述所述第二實(shí)施例的機(jī)制，設(shè)置整數(shù)h，從而>1,并且標(biāo)記被 用值0初始化，并僅在碼C2的字的識(shí)別之后取值1。對于每一字識(shí)別，所 讀取的最后比特被臨時(shí)存儲(chǔ)在變量c中，并且以變量"length"來更新字。 輸出比特的值被存儲(chǔ)在變量s中。兩個(gè)字節(jié)w！和w2的連結(jié)祐束示為Wl|w2。
因此，所述第二實(shí)施例包括以下機(jī)制的重復(fù)
flag —0; length —0 卄0
.讀取系列S中的下一字節(jié)oct c *~ oct -執(zhí)行
讀取系列S中的下一比特oct s —fv(c/oct)
如果s啡s 貝'J flag —1，否則"c —oct
length=length+l
如果lengtii=h-3,則^<~l 直到(flag=0) -輸出s。
該第二實(shí)施例可以有利地用于軟件類型的加密。此外，平均速率(即
字節(jié)輸出的數(shù)量和輸字節(jié)的數(shù)量之間的比率)嚴(yán)格大于1/3，并且長度h 字節(jié)的輸入上的字節(jié)輸出的所確保的最小數(shù)量是l。
圖3A非常概略地示出用于生成偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列1的生成器21的示例。 生成器21包括初始產(chǎn)生裝置23，其包括至少一個(gè)最大周期線性反饋 移位寄存器，用于生成初始數(shù)據(jù)流3。已知的是，在最大周期T的系列中， 長度k的所有字或圖案(其中，T=2k-1)至少出現(xiàn)一次。線性反饋移位寄 存器是配備了由稱為反饋多項(xiàng)式所表示的線性組合的有限長度的比特表。 在每一移位上，具有最高索引(index)的比特被移出，所有其它比特被移 位一個(gè)索引，并且具有最低索引的比特在移位之前取得所述線性組合的值。 例如，反饋多項(xiàng)式可以有利地是與產(chǎn)生最大周期系列的線性反饋移位 寄存器對應(yīng)的本原多項(xiàng)式，或形式為Q= (x2+l) P的多項(xiàng)式，其中，P是 本原多項(xiàng)式。
此外，生成器21包括存儲(chǔ)器25和處理單元27。存儲(chǔ)器25存儲(chǔ)形成 完全前綴碼5的碼字的集合以及輸出字7的集合。
處理單元27讀取初始數(shù)據(jù)流3，并將其分解為根據(jù)完全前綴碼5而編 碼的字11的序列，并根據(jù)去同步函數(shù)f將字11的所述已編碼系列的字與 對應(yīng)輸出字關(guān)聯(lián)，以生成偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列。去同步函數(shù)f將來自輸出字7 的集合的輸出字與完全前綴碼5的任意碼字關(guān)聯(lián)。
注意，處理單元27可以同時(shí)進(jìn)行分解運(yùn)算10和關(guān)聯(lián)運(yùn)算20。因此， 處理單元27逐比特讀取初始數(shù)據(jù)流3 ，并且每當(dāng)找到完全前綴碼5的字， 就由去同步函數(shù)9來計(jì)算所述字的圖像。
所述生成器因此簡單地實(shí)現(xiàn)，并且包括分解裝置(存儲(chǔ)器25和處理
單元27)，其按獨(dú)特方式分解輸入初始數(shù)據(jù)流3;以及去同步裝置(存儲(chǔ) 器25和處理單元27),其生成具有最小速率的偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列，所述最 小速率不取決于初始數(shù)據(jù)流3的特定特性。
圖3B示出用于生成偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列1的生成器21的另一示例；其與 來自圖3A的生成器不同之處在于進(jìn)一步包括^lt設(shè)置裝置29。參數(shù)設(shè) 置裝置29取決于預(yù)定參數(shù)制成去同步函數(shù)f，并在偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列1的生 成期間修改所述參數(shù)的值。
圖4示出安全系統(tǒng)30，其包括經(jīng)由互聯(lián)網(wǎng)、GSM、 UMTS、 WiFi、超 寬帶等類型通信網(wǎng)絡(luò)35而互連的至少兩個(gè)實(shí)體。
該圖示出第一實(shí)體33a，其經(jīng)由通信網(wǎng)絡(luò)35連接到第二實(shí)體33b。
第一實(shí)體33a (分別地，第二實(shí)體33b)包括第一終端37a (分別地， 第二終端37b )、第一加密/解密設(shè)備39a(分別地，第二加密/解密設(shè)備39b )、 以及第一調(diào)制解調(diào)器41a (分別地，第二調(diào)制解調(diào)器41b),調(diào)制解調(diào)器 41a和41b是能夠與通信網(wǎng)絡(luò)35進(jìn)行接口的任意設(shè)備。
第一加密/解密設(shè)備39a和第二加密/解密設(shè)備39b中的每一個(gè)包括 生成器21，其用于生成上述偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列1;以及異或邏輯門43。
每一加密/解密設(shè)備39a、 39b通過逐比特對消息進(jìn)行加密或解密來對 流加密或流解密起作用。
根據(jù)該示例，第一加密/解密設(shè)備39a實(shí)現(xiàn)加密運(yùn)算。因此，由異或邏 輯門43來組合被稱為加密系列的偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列1，其中，在消息45的 對應(yīng)位置處的每一比特由第一終端37a以明文來發(fā)送；這樣產(chǎn)生已加密文 本47，第一調(diào)制解調(diào)器41a于是將已加密文本47發(fā)送給第二實(shí)體33b。因 此，加密運(yùn)算通過逐比特將加密系列1加到消息45的明文的文本來獲得已 加密文本47。
第二加密/解密設(shè)備39b通過將相同的加密系列1逐比特加到由第 一 實(shí) 體33a所發(fā)送的已加密文本47來實(shí)現(xiàn)解密運(yùn)算。
權(quán)利要求
1.一種從初始數(shù)據(jù)流(3)生成偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列(1)的方法，其特征在于包括以下步驟·定義形成完全前綴碼(5)的碼字的集合；·定義輸出字(7)的集合；·定義去同步函數(shù)(f)，所述去同步函數(shù)將來自所述輸出字(7)的集合的輸出字與所述完全前綴碼(5)中的任意碼字關(guān)聯(lián)；·將初始數(shù)據(jù)流(3)分解為根據(jù)所述完全前綴碼(5)編碼的字(11)的系列；·根據(jù)所述去同步函數(shù)(f)將所述已編碼的字(11)的系列中的字與對應(yīng)輸出字關(guān)聯(lián)，以形成所述偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列(1)。
2. 如權(quán)利要求1所述的方法，其特征在于，所述去同步函數(shù)(f)是 取決于預(yù)定參數(shù)的參數(shù)化函數(shù)，可以在生成所述偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列(1)期間 修改所述預(yù)定參數(shù)的值。
3. 如權(quán)利要求所述的方法l，其特征在于，所述輸出字(7)的集合 包括每一輸出字的補(bǔ)碼輸出字。
4. 如權(quán)利要求1至3中的任意一項(xiàng)所述的方法，其特征在于，所述 完全前綴碼(5)的碼字具有受上限h限制的長度，并且其特征在于，如果 任意輸出字x具有與另一個(gè)輸出字y相同的長度，則按照輸出字x的所述 函數(shù)的前項(xiàng)的數(shù)量與按照輸出字y的所述函數(shù)的前項(xiàng)的數(shù)量相同。
5. 如權(quán)利要求4所述的方法，其特征在于，所述完全前綴碼(5) 的字具有受下限m限制的長度，并且其特征在于，存在所述完全前綴碼(5) 的字的上限長度l，從而對于小于或等于上限長度l的任意長度k，所述完 全前綴碼包含長度k的2m-1個(gè)字。
6. 如權(quán)利要求4或5所述的方法，其特征在于 由碼字的集合d來定義完全前綴碼(5)，所述碼字具有以下形式，其中，h>2:<formula>see original document page 3</formula>由來自二進(jìn)制集合E產(chǎn)(0,1》的字來定義輸出字(7)的集合； .參數(shù)化去同步函數(shù)(f)的預(yù)定參數(shù)u是矢量uKuo,…，Uh-0，其分量 屬于集合{0，1};以及 按以下方式來定義參數(shù)化去同步函數(shù)fu:<formula>see original document page 3</formula>
7.如權(quán)利要求4所述的方法，其特征在于，，由以下述形式的兩個(gè)字節(jié)構(gòu)成的碼字的集合C2來定義完全前綴碼 (5 ) : <formula>see original document page 3</formula>.由來自集合￡2={0，1} {5}的字定義輸出字(7)的集合； -參數(shù)化去同步函數(shù)(f)的預(yù)定參數(shù)v是矢量v=(v0，...，v8,i79)，其分量屬于集合{0，1}，前面八個(gè)分量Vo，…，V8的值是不變量，最后的分量i^的值是變量；以及.參數(shù)化去同步函數(shù)f"C2 —{s}U{0,l}8與形式為wlW2的任意字關(guān)聯(lián).如果滿足以下條件之一，則字wr 4〈wt(Wi^W2)《8并且Vwt(wi十w2尸b， wt是Hamming重量，b 是{0,1}的預(yù)定元素； 0 < wt(Wi十w2)<4并且v wt(wi④W2) # b; wt(wi w2)=4， 79=1， 4<wt(wi w2 e)<8并且v4=b， e是來自 {0，1}8的奇數(shù)Hamming重量字； wt(Wi十W2)-4， 79=1， (K wt(wi@w2 e)<4并且v 一b; .如果滿足以下條件之一，則字W2: 4<wt(wi十W2) < 8并且v wt(wi w2) # b; 0 < Wt(Wi @ w2)<4并且v wt(wi十w2)=b; wt(wj十W2)-4， V9=1， 4<wt(wi十w2十e) < 8并且v4=/b; wt(wi十w2)=4 ， V9 =1 ， 0≤wt(Wi十w2十e)<4并且v 4=b; 以及 如果wt(Wi十w2)=4并且V9=0 ，則空字ε。
8. —種生成器，用于從初始數(shù)據(jù)流(3 )生成偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列(1), 其特征在于包括存儲(chǔ)器(25)和處理單元(27)，所述存儲(chǔ)器(25)存 儲(chǔ)形成完全前綴碼(5)的碼字的集合和輸出字(7)的集合，所述處理單元(27)能夠讀取所述初始數(shù)據(jù)流(3)，并將其分解為根據(jù)所述完全前綴 碼(5)編碼的字的系列(11)，并根據(jù)去同步函數(shù)(f)將所述已編碼的字(11 )的系列中的字與對應(yīng)輸出字關(guān)聯(lián)，以形成所述偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列(1 )。
9. 如權(quán)利要求8所述的生成器，其特征在于進(jìn)一步包括參數(shù)化裝置(29)，用于取決于預(yù)定參數(shù)來呈遞所述去同步函數(shù)(9)，并在生成偽 隨機(jī)數(shù)據(jù)序列(1)期間修改所述預(yù)定參數(shù)的值。
10. —種加密/解密設(shè)備，包括異或邏輯門(43),其特征在于，進(jìn)一步包括根據(jù)權(quán)利要求9或權(quán)利要求10所述的生成器(21)。
11. 一種安全系統(tǒng)，包括經(jīng)由網(wǎng)絡(luò)(35)連接的至少兩個(gè)實(shí)體(37a， 37b),其特征在于，所述至少兩個(gè)實(shí)體中的每一個(gè)包括根據(jù)權(quán)利要求 10所述的加密/解密設(shè)備(39a， 39b)。
全文摘要
本發(fā)明涉及一種從初始數(shù)據(jù)流(3)生成偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列(1)的設(shè)備和方法，所述方法特征在于包括以下步驟定義形成完全前綴碼(5)的碼字的集合；定義輸出字(7)的集合；定義去同步函數(shù)(f)，所述去同步函數(shù)將來自所述輸出字(7)的集合的輸出字與所述完全前綴碼(5)中的任意碼字關(guān)聯(lián)；將初始數(shù)據(jù)流(3)分解為根據(jù)所述完全前綴碼(5)編碼的字的系列(11)；依照所述去同步函數(shù)(f)將所述已編碼的字的系列(11)中的字與對應(yīng)輸出字關(guān)聯(lián)，以形成所述偽隨機(jī)數(shù)據(jù)序列(1)。
文檔編號(hào)H04L9/22GK101208902SQ200680023071
公開日2008年6月25日 申請日期2006年5月23日 優(yōu)先權(quán)日2005年5月26日
發(fā)明者A·古熱, C·貝爾拜恩, H·賽伯特 申請人:法國電信公司