[要約] RFC 8645は、対称鍵の再鍵生成（Re-keying）メカニズムに関する文書です。このRFCの目的は、対称鍵を使用するセキュリティプロトコルやアプリケーションで、鍵の有効期限が切れる前に新しい鍵に安全に切り替えるための標準的な方法を提供することです。これは、長期間にわたる通信のセキュリティを維持し、鍵の再利用によるリスクを減らすために重要です。利用場面としては、VPN接続、セキュアなメッセージングシステム、エンドツーエンドの暗号化通信などがあります。関連するRFCには、RFC 4107（鍵管理のガイドライン）やRFC 4949（セキュリティ用語集）などがあります。
Internet Research Task Force (IRTF) S. Smyshlyaev, Ed.
Request for Comments: 8645 CryptoPro
Category: Informational August 2019
ISSN: 2070-1721
Re-keying Mechanisms for Symmetric Keys
対称鍵の鍵再生成メカニズム
Abstract
概要
A certain maximum amount of data can be safely encrypted when encryption is performed under a single key. This amount is called the "key lifetime". This specification describes a variety of methods for increasing the lifetime of symmetric keys. It provides two types of re-keying mechanisms based on hash functions and block ciphers that can be used with modes of operations such as CTR, GCM, CBC, CFB, and OMAC.
単一のキーで暗号化を実行すると、特定の最大量のデータを安全に暗号化できます。この量は「キーの有効期間」と呼ばれます。この仕様では、対称鍵の寿命を延ばすためのさまざまな方法について説明しています。 CTR、GCM、CBC、CFB、およびOMACなどの操作モードで使用できるハッシュ関数とブロック暗号に基づく2種類の再キーイングメカニズムを提供します。
This document is a product of the Crypto Forum Research Group (CFRG) in the IRTF.
この文書は、IRTFの暗号フォーラム研究グループ（CFRG）の製品です。
Status of This Memo
本文書の状態
This document is not an Internet Standards Track specification; it is published for informational purposes.
このドキュメントはInternet Standards Trackの仕様ではありません。情報提供を目的として公開されています。
This document is a product of the Internet Research Task Force (IRTF). The IRTF publishes the results of Internet-related research and development activities. These results might not be suitable for deployment. This RFC represents the consensus of the Crypto Forum Research Group of the Internet Research Task Force (IRTF). Documents approved for publication by the IRSG are not candidates for any level of Internet Standard; see Section 2 of RFC 7841.
この文書は、Internet Research Task Force（IRTF）の製品です。 IRTFは、インターネット関連の研究開発活動の結果を公開しています。これらの結果は、展開に適さない可能性があります。このRFCは、インターネット研究タスクフォース（IRTF）の暗号フォーラム研究グループの合意を表します。 IRSGによる公開が承認されたドキュメントは、どのレベルのインターネット標準の候補にもなりません。 RFC 7841のセクション2をご覧ください。
Information about the current status of this document, any errata, and how to provide feedback on it may be obtained at https://www.rfc-editor.org/info/rfc8645.
このドキュメントの現在のステータス、エラッタ、およびフィードバックの提供方法に関する情報は、https：//www.rfc-editor.org/info/rfc8645で入手できます。
Copyright Notice
著作権表示
Copyright (c) 2019 IETF Trust and the persons identified as the document authors. All rights reserved.
Copyright（c）2019 IETF Trustおよびドキュメントの作成者として識別された人物。全著作権所有。
This document is subject to BCP 78 and the IETF Trust's Legal Provisions Relating to IETF Documents (https://trustee.ietf.org/license-info) in effect on the date of publication of this document. Please review these documents carefully, as they describe your rights and restrictions with respect to this document.
この文書は、BCP 78およびIETF文書に関するIETFトラストの法的規定（https://trustee.ietf.org/license-info）の対象であり、この文書の発行日に有効です。これらのドキュメントは、このドキュメントに関するあなたの権利と制限を説明しているため、注意深く確認してください。
Table of Contents
目次
1. Introduction . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 4
2. Conventions Used in This Document . . . . . . . . . . . . . . 7
3. Basic Terms and Definitions . . . . . . . . . . . . . . . . . 7
4. Choosing Constructions and Security Parameters . . . . . . . 9
5. External Re-keying Mechanisms . . . . . . . . . . . . . . . . 11
5.1. Methods of Key Lifetime Control . . . . . . . . . . . . . 14
5.2. Parallel Constructions . . . . . . . . . . . . . . . . . 14
5.2.1. Parallel Construction Based on a KDF on a Block
Cipher . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 15
5.2.2. Parallel Construction Based on a KDF on a Hash
Function . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 16
5.2.3. Tree-Based Construction . . . . . . . . . . . . . . . 16
5.3. Serial Constructions . . . . . . . . . . . . . . . . . . 17
5.3.1. Serial Construction Based on a KDF on a Block Cipher 19
5.3.2. Serial Construction Based on a KDF on a Hash Function 19
5.4. Using Additional Entropy during Re-keying . . . . . . . . 19
6. Internal Re-keying Mechanisms . . . . . . . . . . . . . . . . 20
6.1. Methods of Key Lifetime Control . . . . . . . . . . . . . 22
6.2. Constructions that Do Not Require a Master Key . . . . . 23
6.2.1. ACPKM Re-keying Mechanisms . . . . . . . . . . . . . 23
6.2.2. CTR-ACPKM Encryption Mode . . . . . . . . . . . . . . 25
6.2.3. GCM-ACPKM Authenticated Encryption Mode . . . . . . . 26
6.3. Constructions that Require a Master Key . . . . . . . . . 29
6.3.1. ACPKM-Master Key Derivation from the Master Key . . . 29
6.3.2. CTR-ACPKM-Master Encryption Mode . . . . . . . . . . 31
6.3.3. GCM-ACPKM-Master Authenticated Encryption Mode . . . 33
6.3.4. CBC-ACPKM-Master Encryption Mode . . . . . . . . . . 37
6.3.5. CFB-ACPKM-Master Encryption Mode . . . . . . . . . . 39
6.3.6. OMAC-ACPKM-Master Authentication Mode . . . . . . . . 40
7. Joint Usage of External and Internal Re-keying . . . . . . . 42
8. Security Considerations . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 43
9. IANA Considerations . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 43
10. References . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 44
10.1. Normative References . . . . . . . . . . . . . . . . . . 44
10.2. Informative References . . . . . . . . . . . . . . . . . 45
Appendix A. Test Examples . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 48
A.1. Test Examples for External Re-keying . . . . . . . . . . 48
A.1.1. External Re-keying with a Parallel Construction . . . 48
A.1.2. External Re-keying with a Serial Construction . . . . 49
A.2. Test Examples for Internal Re-keying . . . . . . . . . . 52
A.2.1. Internal Re-keying Mechanisms that Do Not
Require a Master Key . . . . . . . . . . . . . . . . 52
A.2.2. Internal Re-keying Mechanisms with a Master Key . . . 56
Acknowledgments . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 69
Contributors . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 69
Author's Address . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 69
A certain maximum amount of data can be safely encrypted when encryption is performed under a single key. Hereinafter, this amount will be referred to as the "key lifetime". The need for such a limitation is dictated by the following methods of cryptanalysis:
単一のキーで暗号化を実行すると、特定の最大量のデータを安全に暗号化できます。以下、この量を「鍵寿命」という。このような制限の必要性は、次の暗号解読方法によって決まります。
1. Methods based on the combinatorial properties of the used block cipher mode of operation
1. 使用されているブロック暗号モードの操作の組み合わせプロパティに基づく方法
These methods do not depend on the underlying block cipher. Common mode restrictions derived from such methods are of order 2^{n/2}, where n is a block size defined in Section 3. [Sweet32] includes an example of an attack that is based on such methods.
これらのメソッドは、基盤となるブロック暗号に依存しません。このようなメソッドから派生する共通モードの制限は、2 ^ {n / 2}の次数です。ここで、nはセクション3で定義されたブロックサイズです。[Sweet32]には、このようなメソッドに基づく攻撃の例が含まれています。
2. Methods based on side-channel analysis issues
2. サイドチャネル分析の問題に基づく方法
In most cases, these methods do not depend on the used encryption modes and weakly depend on the used cipher features. Limitations resulting from these considerations are usually the most restrictive ones. [TEMPEST] is an example of an attack that is based on such methods.
ほとんどの場合、これらの方法は使用される暗号化モードに依存せず、使用される暗号化機能に弱く依存します。これらの考慮事項から生じる制限は通常、最も制限的なものです。 [TEMPEST]は、このような方法に基づく攻撃の例です。
3. Methods based on the properties of the used block cipher
3. 使用されたブロック暗号の特性に基づく方法
The most common methods of this type are linear and differential cryptanalysis [LDC]. In most cases, these methods do not depend on the used modes of operation. In the case of secure block ciphers, bounds resulting from such methods are roughly the same as the natural bounds of 2^n and are dominated by the other bounds above. Therefore, they can be excluded from the considerations here.
このタイプの最も一般的な方法は、線形および微分暗号解読[LDC]です。ほとんどの場合、これらの方法は使用する操作モードに依存しません。安全なブロック暗号の場合、そのような方法で生成される境界は2 ^ nの自然境界とほぼ同じであり、上記の他の境界によって支配されます。したがって、ここでは考慮から除外できます。
As a result, it is important to replace a key when the total size of the processed plaintext under that key approaches the lifetime limitation. A specific value of the key lifetime should be determined in accordance with some safety margin for protocol security and the methods outlined above.
その結果、そのキーの下で処理された平文の合計サイズが有効期限に近づいたら、キーを置き換えることが重要です。キーの有効期間の具体的な値は、プロトコルセキュリティの安全マージンと上記で概説した方法に従って決定する必要があります。
Suppose L is a key lifetime limitation in some protocol P. For simplicity, assume that all messages have the same length m. Hence, the number of messages q that can be processed with a single key K should be such that m * q <= L. This can be depicted graphically as a rectangle with sides m and q enclosed by area L (see Figure 1).
一部のプロトコルPで、Lが重要なライフタイム制限であるとします。簡単にするために、すべてのメッセージが同じ長さmであると仮定します。したがって、1つのキーKで処理できるメッセージqの数は、m * q <= Lになるようにする必要があります。これは、辺mとqがエリアLで囲まれた長方形として図で表すことができます（図1を参照）。
+------------------------+
| L |
| +--------m---------+ |
| |==================| |
| |==================| |
| q==================| | m * q <= L
| |==================| |
| |==================| |
| +------------------+ |
+------------------------+
Figure 1: Graphic Display of the Key Lifetime Limitation
図1：主な寿命制限のグラフィック表示
In practice, the amount of data that corresponds to limitation L may not be enough. The simplest and obvious solution in this situation is a regular renegotiation of an initial key after processing this threshold amount of data L. However, this reduces the total performance, since it usually entails termination of application data transmission, additional service messages, the use of a random number generator, and many other additional calculations, including resource-intensive public key cryptography.
実際には、制限Lに対応するデータの量は十分でない場合があります。この状況での最も簡単で明白な解決策は、このデータ量のしきい値Lを処理した後の初期キーの定期的な再ネゴシエーションです。ただし、これは通常、アプリケーションデータ転送の終了、追加のサービスメッセージ、乱数ジェネレーター、およびリソース集約型の公開鍵暗号化を含む、他の多くの追加計算。
For protocols based on block ciphers or stream ciphers, a more efficient way to increase the key lifetime is to use various re-keying mechanisms. This specification considers re-keying mechanisms for block ciphers only; re-keying mechanisms typical for stream ciphers (e.g., [Pietrzak2009], [FPS2012]) are beyond the scope of this document.
ブロック暗号またはストリーム暗号に基づくプロトコルの場合、キーの有効期間を長くするためのより効率的な方法は、さまざまな再キーイングメカニズムを使用することです。この仕様では、ブロック暗号の鍵再生成メカニズムのみが考慮されます。ストリーム暗号に一般的な鍵の再生成メカニズム（[Pietrzak2009]、[FPS2012]など）は、このドキュメントの範囲外です。
Re-keying mechanisms can be applied at the different protocol levels: the block cipher level (this approach is known as fresh re-keying and is described, for instance, in [FRESHREKEYING]; the block cipher mode of operation level (see Section 6); and the protocol level above the block cipher mode of operation (see Section 5). The usage of the first approach is highly inefficient due to the key changing after each message block is processed. Moreover, fresh re-keying mechanisms can change the block cipher internal structure and, consequently, can require an additional security analysis for each particular block cipher. As a result, this approach depends on particular primitive properties and cannot be applied to any arbitrary block cipher without additional security analysis. Therefore, fresh re-keying mechanisms go beyond the scope of this document.
鍵の再生成メカニズムは、さまざまなプロトコルレベルで適用できます。ブロック暗号レベル（このアプローチはフレッシュ再鍵として知られており、たとえば[FRESHREKEYING]で説明されています）、ブロック暗号モードの操作レベル（セクション6を参照） ）、およびブロック暗号化動作モードを超えるプロトコルレベル（セクション5を参照）。最初のアプローチの使用は、各メッセージブロックが処理された後にキーが変更されるため、非常に非効率的です。さらに、新しい再キーイングメカニズムは、ブロック暗号の内部構造のため、特定のブロック暗号ごとに追加のセキュリティ分析が必要になる可能性があります。その結果、このアプローチは特定のプリミティブプロパティに依存し、追加のセキュリティ分析なしに任意のブロック暗号に適用することはできません。キーイングメカニズムは、このドキュメントの範囲を超えています。
Thus, this document contains the list of recommended re-keying mechanisms that can be used in the symmetric encryption schemes based on the block ciphers. These mechanisms are independent from the particular block cipher specification, and their security properties rely only on the standard block cipher security assumption.
したがって、このドキュメントには、ブロック暗号に基づく対称暗号化スキームで使用できる推奨される再キーイングメカニズムのリストが含まれています。これらのメカニズムは、特定のブロック暗号仕様から独立しており、それらのセキュリティプロパティは、標準のブロック暗号セキュリティの仮定にのみ依存しています。
This specification presents two basic approaches to extending the lifetime of a key while avoiding renegotiation, which were introduced in [AAOS2017]:
この仕様は、[AAOS2017]で導入された、再ネゴシエーションを回避しながらキーの寿命を延ばすための2つの基本的なアプローチを示しています。
1. External re-keying
1. 外部の再キーイング
External re-keying is performed by a protocol, and it is independent of the underlying block cipher and the mode of operation. External re-keying can use parallel and serial constructions. In the parallel case, data processing keys K^1, K^2, ... are generated directly from the initial key K independently of each other. In the serial case, every data-processing key depends on the state that is updated after the generation of each new data-processing key.
外部の鍵の再生成はプロトコルによって実行され、基盤となるブロック暗号や操作モードとは無関係です。外部のキー再生成では、パラレルおよびシリアル構成を使用できます。並列の場合、データ処理キーK ^ 1、K ^ 2、...は、互いに独立して初期キーKから直接生成されます。シリアルの場合、すべてのデータ処理キーは、新しい各データ処理キーの生成後に更新される状態に依存します。
As a generalization of external parallel re-keying, an external tree-based mechanism can be considered. It is specified in Section 5.2.3 and can be viewed as the tree generalization in [GGM]. Similar constructions are used in the one-way tree mechanism ([OWT]) and [AESDUKPT] standard.
外部並列再キーイングの一般化として、外部ツリーベースのメカニズムを検討できます。これはセクション5.2.3で指定されており、[GGM]でツリーの一般化と見なすことができます。一方向ツリーメカニズム（[OWT]）および[AESDUKPT]標準でも同様の構造が使用されています。
2. Internal re-keying
2. 内部キー再生成
Internal re-keying is built into the mode, and it depends heavily on the properties of the mode of operation and the block size.
内部の鍵の再生成はモードに組み込まれており、操作モードのプロパティとブロックサイズに大きく依存します。
The re-keying approaches extend the key lifetime for a single initial key by allowing the leakages to be limited (via side channels) and by improving the combinatorial properties of the used block cipher mode of operation.
再キーイングアプローチでは、（サイドチャネルを介して）漏洩を制限し、使用するブロック暗号モードの操作の組み合わせプロパティを改善することで、単一の初期キーのキーの有効期間を延長します。
In practical applications, re-keying can be useful for protocols that need to operate in hostile environments or under restricted resource conditions (e.g., those that require lightweight cryptography, where ciphers have a small block size that imposes strict combinatorial limitations). Moreover, mechanisms that use external or internal re-keying may provide some protection against possible future attacks (by limiting the number of plaintext-ciphertext pairs that an adversary can collect) and some properties of forward or backward security (meaning that past or future data-processing keys remain secure even if the current key is compromised; see [AbBell] for more details). External or internal re-keying can be used in network protocols as well as in the systems for data-at-rest encryption.
実用的なアプリケーションでは、悪質な環境や制限されたリソース条件で動作する必要があるプロトコル（たとえば、軽量の暗号化を必要とするプロトコルで、暗号のブロックサイズが小さく、厳密な組み合わせの制限を課す）の場合、鍵の再生成が役立ちます。さらに、外部または内部のキー再生成を使用するメカニズムは、（攻撃者が収集できる平文と暗号文のペアの数を制限することにより）将来の攻撃からの保護と、前方または後方セキュリティ（過去または将来のデータを意味する）のいくつかのプロパティを提供します。 -現在のキーが侵害された場合でも、処理キーは安全なままです。詳細については、[AbBell]を参照してください）。外部または内部の鍵の再生成は、ネットワークプロトコルだけでなく、保存データの暗号化のためのシステムでも使用できます。
Depending on the concrete protocol characteristics, there might be situations in which both external and internal re-keying mechanisms (see Section 7) can be applied. For example, a similar approach was used in Taha's tree construction (see [TAHA]).
具体的なプロトコル特性に応じて、外部と内部の両方の鍵更新メカニズム（セクション7を参照）を適用できる場合があります。たとえば、同様のアプローチがタハの木の構築に使用されました（[TAHA]を参照）。
Note that there are key-updating (key regression) algorithms (e.g., [FKK2005] and [KMNT2003]) that are called "re-keying" as well, but they pursue goals other than increasing the key lifetime. Therefore, key regression algorithms are excluded from the considerations here.
「再キーイング」と呼ばれるキー更新（キー回帰）アルゴリズム（[FKK2005]や[KMNT2003]など）もありますが、キーの有効期間を延ばす以外の目的を追求していることに注意してください。したがって、主要な回帰アルゴリズムは、ここでの考慮事項から除外されています。
This document represents the consensus of the Crypto Forum Research Group (CFRG).
このドキュメントは、Crypto Forum Research Group（CFRG）のコンセンサスを表しています。
The key words "MUST", "MUST NOT", "REQUIRED", "SHALL", "SHALL NOT", "SHOULD", "SHOULD NOT", "RECOMMENDED", "NOT RECOMMENDED", "MAY", and "OPTIONAL" in this document are to be interpreted as described in BCP 14 [RFC2119] [RFC8174] when, and only when, they appear in all capitals, as shown here.
キーワード「MUST」、「MUST NOT」、「REQUIRED」、「SHALL」、「SHALL NOT」、「SHOULD」、「SHOULD NOT」、「RECOMMENDED」、「NOT RECOMMENDED」、「MAY」、「OPTIONALこのドキュメントの「」は、BCP 14 [RFC2119] [RFC8174]で説明されているように解釈されます。
This document uses the following terms and definitions for the sets and operations on the elements of these sets:
このドキュメントでは、セットとこれらのセットの要素に対する操作について、次の用語と定義を使用しています。
V* the set of all bit strings of a finite length (hereinafter referred to as strings), including the empty string;
V *空の文字列を含む、有限長のすべてのビット文字列（以下、文字列と呼びます）のセット。
V_s the set of all bit strings of length s, where s is a non-negative integer;
V_s長さsのすべてのビット文字列のセット。sは負でない整数です。
|X| the bit length of the bit string X;
| X |ビット列Xのビット長。
A | B the concatenation of strings A and B both belonging to V*, i.e., a string in V_{|A|+|B|}, where the left substring in V_|A| is equal to A and the right substring in V_|B| is equal to B;
A | Bは両方ともV *に属する文字列AとBの連結、つまりV_ {| A | + | B |}の文字列で、V_ | A |の左側の部分文字列Aに等しく、V_ | B |の右部分文字列Bに等しい。
(xor) the exclusive-or of two bit strings of the same length;
（xor）同じ長さの2つのビット文字列の排他的論理和。
Z_{2^n} the ring of residues modulo 2^n;
Int_s: V_s -> Z_{2^s}
the transformation that maps the string a = (a_s, ... , a_1)
in V_s into the integer Int_s(a) = 2^{s-1} * a_s + ... + 2 *
a_2 + a_1 (the interpretation of the binary string as an
integer);
Vec_s: Z_{2^s} -> V_s
the transformation inverse to the mapping Int_s (the
interpretation of an integer as a binary string);
MSB_i: V_s -> V_i
the transformation that maps the string a = (a_s, ... , a_1)
in V_s into the string MSB_i(a) = (a_s, ... , a_{s-i+1}) in
V_i (most significant bits);
LSB_i: V_s -> V_i
the transformation that maps the string a = (a_s, ... , a_1)
in V_s into the string LSB_i(a) = (a_i, ... , a_1) in V_i
(least significant bits);
Inc_c: V_s -> V_s
the transformation that maps the string a = (a_s, ... , a_1)
in V_s into the string Inc_c(a) = MSB_{|a|-c}(a) |
Vec_c(Int_c(LSB_c(a)) + 1(mod 2^c)) in V_s (incrementing the
least significant c bits of the bit string, regarded as the
binary representation of an integer);
a^s the string in V_s that consists of s 'a' bits;
a ^ s s 'a'ビットで構成されるV_sの文字列。
E_{K}: V_n -> V_n
the block cipher permutation under the key K in V_k;
ceil(x) the smallest integer that is greater than or equal to x;
ceil（x）x以上の最小の整数。
floor(x) the biggest integer that is less than or equal to x;
floor（x）x以下の最大の整数。
k the bit length of the K; k is assumed to be divisible by 8;
k Kのビット長。 kは8で割り切れると仮定されます。
n the block size of the block cipher (in bits); n is assumed to be divisible by 8;
nブロック暗号のブロックサイズ（ビット単位）。 nは8で割り切れるものと見なされます。
b the number of data blocks in the plaintext P (b =
ceil(|P|/n));
N the section size (the number of bits that are processed with one section key before this key is transformed).
Nセクションサイズ（このキーが変換される前に1つのセクションキーで処理されるビット数）。
A plaintext message P and the corresponding ciphertext C are divided into b = ceil(|P|/n) blocks, denoted as P = P_1 | P_2 | ... | P_b and C = C_1 | C_2 | ... | C_b, respectively. The first b-1 blocks P_i and C_i are in V_n for i = 1, 2, ... , b-1. The b-th blocks P_b and C_b may be incomplete blocks, i.e., in V_r, where r <= n if not otherwise specified.
平文メッセージPおよび対応する暗号文Cは、b = ceil（| P | / n）ブロックに分割されます。 P_2 | ... | P_bおよびC = C_1 | C_2 | ... | C_b、それぞれ。最初のb-1ブロックP_iおよびC_iは、V_nにあり、i = 1、2、...、b-1です。 b番目のブロックP_bおよびC_bは、V_r内の不完全なブロックである可能性があります。特に指定がない場合、r <= nです。
External re-keying is an approach assuming that a key is transformed after encrypting a limited number of entire messages. The external re-keying method is chosen at the protocol level, regardless of the underlying block cipher or the encryption mode. External re-keying is recommended for protocols that process relatively short messages or protocols that have a way to divide a long message into manageable pieces. Through external re-keying, the number of messages that can be securely processed with a single initial key K is substantially increased without a loss of message length.
外部再キーイングは、限られた数のメッセージ全体を暗号化した後でキーが変換されることを想定したアプローチです。基になるブロック暗号または暗号化モードに関係なく、外部キー再生成方式はプロトコルレベルで選択されます。比較的短いメッセージを処理するプロトコル、または長いメッセージを管理可能な部分に分割する方法があるプロトコルには、外部のキー更新が推奨されます。外部の再キーイングにより、単一の初期キーKで安全に処理できるメッセージの数が、メッセージの長さを失うことなく大幅に増加します。
External re-keying has the following advantages
外部のキー再生成には、次の利点があります。
1. It increases the lifetime of an initial key by increasing the number of messages processed with this key.
1. このキーで処理されるメッセージの数を増やすことで、初期キーの寿命を延ばします。
2. It has minimal impact on performance when the number of messages processed under one initial key is sufficiently large.
2. 1つの初期キーで処理されるメッセージの数が十分に多い場合、パフォーマンスへの影響は最小限です。
3. It provides forward and backward security of data-processing keys.
3. データ処理キーの前方および後方セキュリティを提供します。
However, the use of external re-keying has the following disadvantage: in cases with restrictive key lifetime limitations, the message sizes can become obstructive due to the impossibility of processing sufficiently large messages, so it may be necessary to perform additional fragmentation at the protocol level. For example, if the key lifetime L is 1 GB and the message length m = 3 GB, then this message cannot be processed as a whole, and it should be divided into three fragments that will be processed separately.
ただし、外部のキー再生成の使用には次の欠点があります。キーの有効期間が制限されている場合、十分に大きなメッセージを処理できないためにメッセージサイズが邪魔になる可能性があるため、プロトコルで追加のフラグメンテーションを実行する必要がある場合があります。レベル。たとえば、キーの有効期間Lが1 GBで、メッセージの長さがm = 3 GBの場合、このメッセージは全体として処理することができず、個別に処理される3つのフラグメントに分割する必要があります。
Internal re-keying is an approach assuming that a key is transformed during each separate message processing. Such procedures are integrated into the base modes of operations, so every internal re-keying mechanism is defined for the particular operation mode and the block size of the used cipher. Internal re-keying is recommended for protocols that process long messages: the size of each single message can be substantially increased without loss in the number of messages that can be securely processed with a single initial key.
内部キー再生成は、個別のメッセージ処理中にキーが変換されることを想定したアプローチです。このような手順は基本操作モードに統合されているため、特定の操作モードと使用する暗号のブロックサイズに対して、すべての内部鍵再生成メカニズムが定義されています。長いメッセージを処理するプロトコルでは、内部のキーの再生成が推奨されます。単一の初期キーで安全に処理できるメッセージの数を失うことなく、各単一メッセージのサイズを大幅に増やすことができます。
Internal re-keying has the following advantages:
内部キー再生成には、次の利点があります。
1. It increases the lifetime of an initial key by increasing the size of the messages processed with one initial key.
1. 1つの初期キーで処理されるメッセージのサイズを増やすことにより、初期キーの寿命を延ばします。
2. It has minimal impact on performance.
2. パフォーマンスへの影響は最小限です。
3. Internal re-keying mechanisms without a master key do not affect short-message transformation at all.
3. マスターキーのない内部のキー再生成メカニズムは、ショートメッセージの変換にはまったく影響しません。
4. It is transparent (works like any mode of operation): it does not require changes of initialization vectors (IVs) and a restart of MACing.
4. これは透過的です（他の操作モードと同じように機能します）。初期化ベクトル（IV）の変更やMACingの再起動は必要ありません。
However, the use of internal re-keying has the following disadvantages:
ただし、内部キー再生成の使用には、次の欠点があります。
1. a specific method must not be chosen independently of a mode of operation.
1. 特定の方法は、動作モードに関係なく選択してはなりません。
2. internal re-keying mechanisms without a master key do not provide backward security of data-processing keys.
2. マスターキーのない内部のキー更新メカニズムでは、データ処理キーの後方セキュリティは提供されません。
Any block cipher modes of operations with internal re-keying can be jointly used with any external re-keying mechanisms. Such joint usage increases both the number of messages processed with one initial key and their maximum possible size.
内部の鍵更新を伴うブロック暗号モードの操作は、外部の鍵更新メカニズムと一緒に使用できます。このような共同使用により、1つの初期キーで処理されるメッセージの数とそれらの可能な最大サイズの両方が増加します。
If the adversary has access to the data-processing interface, the use of the same cryptographic primitives both for data-processing and re-keying transformation decreases the code size but can lead to some possible vulnerabilities (the possibility of mounting a chosen-plaintext attack may lead to the compromise of the following keys). This vulnerability can be eliminated by using different primitives for data processing and re-keying, e.g., block cipher for data processing and hash for re-keying (see Section 5.2.2 and Section 5.3.2). However, in this case, the security of the whole scheme cannot be reduced to standard notions like a pseudorandom function (PRF) or pseudorandom permutation (PRP), so security estimations become more difficult and unclear.
攻撃者がデータ処理インターフェースにアクセスできる場合、データ処理と再キーイング変換の両方に同じ暗号プリミティブを使用すると、コードサイズは小さくなりますが、いくつかの潜在的な脆弱性（選択された平文攻撃が行われる可能性）につながる可能性があります次のキーの侵害につながる可能性があります）。この脆弱性は、データ処理と再キーイングに異なるプリミティブを使用することで排除できます。たとえば、データ処理のブロック暗号と再キーイングのハッシュ（セクション5.2.2とセクション5.3.2を参照）。ただし、この場合、スキーム全体のセキュリティを疑似ランダム関数（PRF）や疑似ランダム置換（PRP）などの標準的な概念に減らすことができないため、セキュリティの推定はより困難で不明確になります。
Summing up the abovementioned issues briefly:
上記の問題を簡単にまとめます。
1. If a protocol assumes processing of long records (e.g., [CMS]), internal re-keying should be used. If a protocol assumes processing of a significant number of ordered records, which can be considered as a single data stream (e.g., [TLS], [SSH]), internal re-keying may also be used.
1. プロトコルが長いレコードの処理を想定している場合（[CMS]など）、内部のキー再生成を使用する必要があります。プロトコルが、単一のデータストリーム（[TLS]、[SSH]など）と見なすことができるかなりの数の順序付けられたレコードの処理を想定している場合は、内部のキー再生成も使用できます。
2. For protocols that allow out-of-order delivery and lost records (e.g., [DTLS], [ESP]), external re-keying should be used as, in this case, records cannot be considered as a single data stream. If the records are also long enough, internal re-keying should also be used during each separate message processing.
2. 順不同の配信と失われたレコードを許可するプロトコル（[DTLS]、[ESP]など）では、レコードを単一のデータストリームと見なすことができないため、外部のキー再生成を使用する必要があります。レコードも十分に長い場合は、それぞれの個別のメッセージ処理中に内部キー再生成も使用する必要があります。
For external re-keying:
外部のキー再生成の場合：
1. If it is desirable to separate transformations used for data processing and key updates, hash function-based re-keying should be used.
1. データ処理とキー更新に使用される変換を分離することが望ましい場合は、ハッシュ関数ベースのキー再生成を使用する必要があります。
2. If parallel data processing is required, then parallel external re-keying should be used.
2. 並列データ処理が必要な場合は、並列外部キー再生成を使用する必要があります。
3. If restrictive key lifetime limitations are present, external tree-based re-keying should be used.
3. 鍵のライフタイム制限が存在する場合は、外部のツリーベースの鍵更新を使用する必要があります。
For internal re-keying:
内部キー再生成の場合：
1. If the property of forward and backward security is desirable for data-processing keys and if additional key material can be easily obtained for the data-processing stage, internal re-keying with a master key should be used.
1. データ処理キーに前方および後方セキュリティの特性が必要で、データ処理段階で追加のキーマテリアルを簡単に取得できる場合は、マスターキーを使用した内部再キーイングを使用する必要があります。
This section presents an approach to increasing the initial key lifetime by using a transformation of a data-processing key (frame key) after processing a limited number of entire messages (frame). The approach provides external parallel and serial re-keying mechanisms (see [AbBell]). These mechanisms use initial key K only for frame key generation and never use it directly for data processing. Such mechanisms operate outside of the base modes of operations and do not change them at all; therefore, they are called "external re-keying" mechanisms in this document.
このセクションでは、限られた数のメッセージ全体（フレーム）を処理した後、データ処理キー（フレームキー）の変換を使用して、初期キーの有効期間を延ばす方法を示します。このアプローチは、外部のパラレルおよびシリアルのキー再生成メカニズムを提供します（[AbBell]を参照）。これらのメカニズムは、フレームキーの生成にのみ初期キーKを使用し、データ処理に直接使用することはありません。このようなメカニズムは、基本動作モードの外部で動作し、それらをまったく変更しません。したがって、これらはこのドキュメントでは「外部再キーイング」メカニズムと呼ばれます。
External re-keying mechanisms are recommended for usage in protocols that process quite small messages, since the maximum gain in increasing the initial key lifetime is achieved by increasing the number of messages.
非常に小さなメッセージを処理するプロトコルでの使用には、外部キー再生成メカニズムが推奨されます。これは、メッセージの数を増やすことによって、初期キーの有効期間を増やすことで最大の利益が得られるためです。
External re-keying increases the initial key lifetime through the following approach. Suppose there is a protocol P with some mode of operation (base encryption or authentication mode). Let L1 be a key lifetime limitation induced by side-channel analysis methods (side-channel limitation), let L2 be a key lifetime limitation induced by methods based on the combinatorial properties of a used mode of operation (combinatorial limitation), and let q1, q2 be the total numbers of messages of length m that can be safely processed with an initial key K according to these limitations.
外部のキー更新では、次のアプローチにより、キーの初期有効期間が長くなります。何らかの動作モード（基本暗号化または認証モード）を持つプロトコルPがあるとします。 L1をサイドチャネル分析手法によって誘発される主要な寿命制限（サイドチャネル限定）とし、L2を使用される動作モードの組み合わせプロパティに基づく手法によって誘発される主要な寿命限定（組み合わせ限定）とし、q1とする、q2は、これらの制限に従って初期キーKで安全に処理できる長さmのメッセージの総数です。
Let L = min(L1, L2), q = min(q1, q2), and q * m <= L. As the L1 limitation is usually much stronger than the L2 limitation (L1 < L2), the final key lifetime restriction is equal to the most restrictive limitation L1. Thus, as displayed in Figure 2, without re-keying, only q1 (q1 * m <= L1) messages can be safely processed.
L = min（L1、L2）、q = min（q1、q2）、およびq * m <= Lとします。通常、L1制限はL2制限（L1 <L2）よりもはるかに強いため、最終的なキーの有効期間制限最も制限の厳しいL1に等しい。したがって、図2に示すように、キーを再入力しないと、q1（q1 * m <= L1）メッセージのみを安全に処理できます。
<--------m------->
+----------------+ ^ ^
|================| | |
|================| | |
K-->|================| q1|
|================| | |
|==============L1| | |
+----------------+ v |
| | |
| | |
| | q2
| | |
| | |
| | |
| | |
| | |
| | |
| | |
| | |
| L2| |
+----------------+ v
Figure 2: Basic Principles of Message Processing without External Re-keying
図2：外部キー再生成なしのメッセージ処理の基本原則
Suppose that the safety margin for the protocol P is fixed and the external re-keying approach is applied to the initial key K to generate the sequence of frame keys. The frame keys are generated in such a way that the leakage of a previous frame key does not have any impact on the following one, so the side-channel limitation L1 is switched off. Thus, the resulting key lifetime limitation of the initial key K can be calculated on the basis of a new combinatorial limitation L2'. It is proven (see [AbBell]) that the security of the mode of operation that uses external re-keying leads to an increase when compared to base mode without re-keying (thus, L2 < L2'). Hence, as displayed in Figure 3, the resulting key lifetime limitation if using external re-keying can be increased up to L2'.
プロトコルPの安全マージンが固定されており、外部キー再生成アプローチが初期キーKに適用されて、フレームキーのシーケンスを生成するとします。フレームキーは、前のフレームキーの漏洩が次のフレームキーに影響を与えないように生成されるため、サイドチャネル制限L1はオフになります。したがって、結果として生じる初期鍵Ｋの鍵寿命制限は、新しい組み合わせ制限Ｌ２ 'に基づいて計算することができる。外部のキー更新を使用する操作モードのセキュリティは、キー更新なしの基本モード（したがって、L2 <L2 '）と比較した場合、セキュリティが向上することが証明されています（[AbBell]を参照）。したがって、図3に示すように、外部の鍵の再生成を使用する場合、結果として生じる鍵の有効期間の制限はL2 'まで増やすことができます。
<--------m------->
K +----------------+
| |================|
v |================|
K^1--> |================|
| |================|
| |==============L1|
| +----------------+
| |================|
v |================|
K^2--> |================|
| |================|
| |==============L1|
| +----------------+
| |================|
v |================|
... | . . . |
| |
| |
| L2|
+----------------+
| |
... ...
| L2'|
+----------------+
Figure 3: Basic Principles of Message Processing with External Re-keying
図3：外部キー更新を使用したメッセージ処理の基本原則
Note: The key transformation process is depicted in a simplified form. A specific approach (parallel and serial) is described below.
注：主要な変換プロセスは簡略化された形式で示されています。特定のアプローチ（パラレルおよびシリアル）を以下に説明します。
Consider an example. Let the message size in a protocol P be equal to 1 KB. Suppose L1 = 128 MB and L2 = 1 TB. Thus, if an external re-keying mechanism is not used, the initial key K must be renegotiated after processing 128 MB / 1 KB = 131072 messages.
例を考えてみましょう。プロトコルPのメッセージサイズを1 KBとする。 L1 = 128 MBおよびL2 = 1 TBと仮定します。したがって、外部のキー再生成メカニズムを使用しない場合、128 MB / 1 KB = 131072メッセージを処理した後、初期キーKを再ネゴシエートする必要があります。
If an external re-keying mechanism is used, the key lifetime limitation L1 goes off. Hence, the resulting key lifetime limitation L2' can be set to more than 1 TB. Thus, if an external re-keying mechanism is used, more than 1 TB / 1 KB = 2^30 messages can be processed before the initial key K is renegotiated. This is 8192 times greater than the number of messages that can be processed when an external re-keying mechanism is not used.
外部の再キーイングメカニズムが使用されている場合、キーのライフタイム制限L1はオフになります。したがって、結果として生じる鍵の有効期限の制限L2 'は、1 TBを超える値に設定できます。したがって、外部のキー再生成メカニズムが使用されている場合、最初のキーKが再ネゴシエートされる前に、1 TB / 1 KB = 2 ^ 30を超えるメッセージを処理できます。これは、外部のキー再生成メカニズムが使用されていない場合に処理できるメッセージ数の8192倍です。
Suppose L is an amount of data that can be safely processed with one frame key. For i in {1, 2, ... , t}, the frame key K^i (see Figures 4 and 6) should be transformed after processing q_i messages, where q_i can be calculated in accordance with one of the following approaches:
Lが1つのフレームキーで安全に処理できるデータ量であるとします。 {1、2、...、t}のiの場合、q_iメッセージの処理後にフレームキーK ^ i（図4および6を参照）を変換する必要があります。q_iは、次の方法のいずれかに従って計算できます。
Explicit approach:
明示的なアプローチ：
q_i is such that |M^{i,1}| + ... + |M^{i,q_i}| <= L, |M^{i,1}| + ... + |M^{i,q_i+1}| > L. This approach allows use of the frame key K^i in an almost optimal way, but it can be applied only when messages cannot be lost or reordered (e.g., TLS records).
q_iは、| M ^ {i、1} |である+ ... + | M ^ {i、q_i} | <= L、| M ^ {i、1} | + ... + | M ^ {i、q_i + 1} | > L.このアプローチでは、フレームキーK ^ iをほぼ最適な方法で使用できますが、メッセージが失われたり、並べ替えたりできない場合（TLSレコードなど）にのみ適用できます。
Implicit approach:
暗黙的なアプローチ：
q_i = L / m_max, i = 1, ... , t. The amount of data processed with one frame key K^i is calculated under the assumption that every message has the maximum length m_max. Hence, this amount can be considerably less than the key lifetime limitation L. On the other hand, this approach can be applied when messages may be lost or reordered (e.g., DTLS records).
q_i = L / m_max、i = 1、...、t。 1つのフレームキーK ^ iで処理されるデータの量は、すべてのメッセージが最大長m_maxであるという仮定の下で計算されます。したがって、この量はキーのライフタイム制限Lよりも大幅に少なくなる可能性があります。一方、このアプローチは、メッセージが失われたり並べ替えられたりする可能性がある場合に適用できます（DTLSレコードなど）。
Dynamic key changes:
動的なキーの変更：
We can organize the key change using the Protected Point to Point ([P3]) solution by building a protected tunnel between the endpoints in which the information about frame key updating can be safely passed across. This can be useful, for example, when we want the adversary to not detect the key change during the protocol evaluation.
フレームキーの更新に関する情報が安全に渡されるエンドポイント間に保護されたトンネルを構築することにより、保護されたポイントツーポイント（[P3]）ソリューションを使用してキーの変更を整理できます。これは、たとえば、プロトコル評価中に敵がキーの変更を検出しないようにする場合に役立ちます。
External parallel re-keying mechanisms generate frame keys K^1, K^2, ... directly from the initial key K independently of each other.
外部の並列キー再生成メカニズムは、互いに独立して初期キーKから直接フレームキーK ^ 1、K ^ 2、...を生成します。
The main idea behind external re-keying with a parallel construction
is presented in Figure 4:
Maximum message size = m_max.
_____________________________________________________________
m_max
<---------------->
M^{1,1} |=== |
M^{1,2} |=============== |
+->K^1--> ... ...
| M^{1,q_1} |======== |
|
|
| M^{2,1} |================|
| M^{2,2} |===== |
K-----|->K^2--> ... ...
| M^{2,q_2} |========== |
|
...
| M^{t,1} |============ |
| M^{t,2} |============= |
+->K^t--> ... ...
M^{t,q_t} |========== |
_____________________________________________________________
Figure 4: External Parallel Re-keying Mechanisms
図4：外部の並列キー再生成メカニズム
The frame key K^i, i = 1, ... , t - 1 is updated after processing a certain number of messages (see Section 5.1).
フレームキーK ^ i、i = 1、...、t-1は、特定の数のメッセージを処理した後に更新されます（セクション5.1を参照）。
The ExtParallelC re-keying mechanism is based on the key derivation function on a block cipher and is used to generate t frame keys as follows:
ExtParallelCの再キーイングメカニズムは、ブロック暗号のキー導出関数に基づいており、次のようにtフレームキーを生成するために使用されます。
K^1 | K^2 | ... | K^t = ExtParallelC(K, t * k) = MSB_{t * k}(E_{K}(Vec_n(0)) | E_{K}(Vec_n(1)) | ... | E_{K}(Vec_n(R - 1))),
K ^ 1 | K ^ 2 | ... | K ^ t = ExtParallelC（K、t * k）= MSB_ {t * k}（E_ {K}（Vec_n（0））| E_ {K}（Vec_n（1））| ... | E_ {K} （Vec_n（R-1）））、
where R = ceil(t * k/n).
ここで、R = ceil（t * k / n）。
The ExtParallelH re-keying mechanism is based on the key derivation function HKDF-Expand, described in [RFC5869], and is used to generate t frame keys as follows:
ExtParallelH再キーイングメカニズムは、[RFC5869]で説明されているキー導出関数HKDF-Expandに基づいており、次のようにtフレームキーを生成するために使用されます。
K^1 | K^2 | ... | K^t = ExtParallelH(K, t * k) = HKDF-Expand(K, label, t * k),
K ^ 1 | K ^ 2 | ... | K ^ t = ExtParallelH（K、t * k）= HKDF-Expand（K、label、t * k）、
where label is a string (may be a zero-length string) that is defined by a specific protocol.
ここで、labelは、特定のプロトコルによって定義される文字列（長さがゼロの文字列の場合もあります）です。
The application of an external tree-based mechanism leads to the construction of the key tree with the initial key K (root key) at the 0 level and the frame keys K^1, K^2, ... at the last level, as described in Figure 5.
外部ツリーベースのメカニズムを適用すると、0レベルの初期キーK（ルートキー）と最後のレベルのフレームキーK ^ 1、K ^ 2、...を持つキーツリーの構築につながります。図5で説明されています。
K_root = K
___________|___________
| ... |
V V
K{1,1} K{1,W1}
______|______ ______|______
| ... | | ... |
V V V V
K{2,1} K{2,W2} K{2,(W1-1)*W2+1} K{2,W1*W2}
__|__ __|__ __|__ __|__
| ... | | ... | | ... | | ... |
V V V V V V V V
K{3,1} ... ... ... ... ... ... K{3,W1*W2*W3}
... ...
__|__ ... __|__
| ... | | ... |
V V V V
K{h,1} K{h,Wh} K{h,(W1*...*W{h-1}-1)*Wh+1} K{h,W1*...*Wh}
// \\ // \\
K^1 K^{Wh} K^{(W1*...*W{h-1}-1)*Wh+1} K^{W1*...*Wh}
____________________________________________________________________
Figure 5: External Tree-Based Mechanism
図5：外部ツリーベースのメカニズム
The tree height h and the number of keys Wj, j in {1, ... , h}, which can be partitioned from the "parent" key, are defined in accordance with a specific protocol and key lifetime limitations for the used derivation functions.
ツリーの高さhと{1、...、h}のキーの数Wj、jは、「親」キーからパーティション化でき、特定のプロトコルと使用される派生のキーライフタイム制限に従って定義されます。関数。
Each j-level key K{j,w}, where j in {1, ... , h}, w in {1, ... , W1 * ... * Wj}, is derived from the (j-1)-level "parent" key K{j-1, ceil(w/Wi)} (and other appropriate input data) using the j-th level derivation function. This function can be based on the block cipher function or on the hash function and is defined in accordance with a specific protocol.
各jレベルのキーK {j、w}、ここでjは{1、...、h}、wは{1、...、W1 * ... * Wj}は（j- 1）j番目のレベルの導出関数を使用したレベル「親」キーK {j-1、ceil（w / Wi）}（およびその他の適切な入力データ）。この関数は、ブロック暗号関数またはハッシュ関数に基づくことができ、特定のプロトコルに従って定義されます。
The i-th frame K^i, i in {1, 2, ... , W1*...*Wh}, can be calculated as follows:
i番目のフレームK ^ i、{1、2、...、W1 * ... * Wh}のiは、次のように計算できます。
K^i = ExtKeyTree(K, i) = KDF_h(KDF_{h-1}(... KDF_1(K, ceil(i / (W2 * ... * Wh)) ... , ceil(i / Wh)), i),
K ^ i = ExtKeyTree（K、i）= KDF_h（KDF_ {h-1}（... KDF_1（K、ceil（i /（W2 * ... * Wh））... ...、ceil（i / Wh ））、 私）、
where KDF_j is the j-th level derivation function that takes two arguments (the parent key value and the integer in a range from 1 to W1 * ... * Wj) and outputs the j-th level key value.
ここで、KDF_jは、2番目の引数（親キー値と1からW1 * ... * Wjの範囲の整数）を取り、j番目のレベルのキー値を出力するj番目のレベルの派生関数です。
The frame key K^i is updated after processing a certain number of messages (see Section 5.1).
フレームキーK ^ iは、特定の数のメッセージを処理した後に更新されます（セクション5.1を参照）。
In order to create an efficient implementation, during frame key K^i generation, the derivation functions KDF_j, j in {1, ... , h-1} should be used only when ceil(i / (W{j+1} * ... * Wh)) != ceil((i - 1) / (W{j+1} * ... * Wh)); otherwise, it is necessary to use a previously generated value. This approach also makes it possible to take countermeasures against side-channel attacks.
効率的な実装を作成するために、フレームキーK ^ iの生成中に、{1、...、h-1}の導出関数KDF_j、jは、ceil（i /（W {j + 1} * ... * Wh））！= ceil（（i-1）/（W {j + 1} * ... * Wh））;それ以外の場合は、以前に生成された値を使用する必要があります。このアプローチにより、サイドチャネル攻撃への対策も可能になります。
Consider an example. Suppose h = 3, W1 = W2 = W3 = W, and KDF_1, KDF_2, KDF_3 are key derivation functions based on the KDF_GOSTR3411_2012_256 (hereafter simply KDF) function described in [RFC7836]. The resulting ExtKeyTree function can be defined as follows:
例を考えてみましょう。 h = 3、W1 = W2 = W3 = W、およびKDF_1、KDF_2、KDF_3が、[RFC7836]で説明されているKDF_GOSTR3411_2012_256（以下、単にKDF）関数に基づく主要な派生関数であるとします。結果のExtKeyTree関数は、次のように定義できます。
ExtKeyTree(K, i) = KDF(KDF(KDF(K, "level1", ceil(i / W^2)), "level2", ceil(i / W)), "level3", i).
ExtKeyTree（K、i）= KDF（KDF（KDF（K、 "level1"、ceil（i / W ^ 2））、 "level2"、ceil（i / W））、 "level3"、i）。
where i in {1, 2, ... , W^3}.
ここで、iは{1、2、...、W ^ 3}です。
A structure similar to the external tree-based mechanism can be found in Section 6 of [NISTSP800-108].
外部ツリーベースのメカニズムに似た構造は、[NISTSP800-108]のセクション6にあります。
External serial re-keying mechanisms generate frame keys, each of which depends on the secret state (K*_1, K*_2, ...) that is updated after the generation of each new frame key; see Figure 6. Similar approaches are used in the [SIGNAL] protocol and the [TLS] updating
外部シリアル再キーイングメカニズムはフレームキーを生成します。各フレームキーは、新しい各フレームキーの生成後に更新されるシークレット状態（K * _1、K * _2、...）に依存します。図6を参照してください。[SIGNAL]プロトコルと[TLS]更新でも同様のアプローチが使用されています
traffic key mechanism and were proposed for use in the [U2F] protocol.
トラフィックキーメカニズム。[U2F]プロトコルでの使用が提案されました。
External serial re-keying mechanisms have the obvious disadvantage of being impossible to implement in parallel, but they may be the preferred option if additional forward secrecy is desirable. If all keys are securely deleted after usage, the compromise of a current secret state at some point does not lead to a compromise of all previous secret states and frame keys. In terms of [TLS], compromise of application_traffic_secret_N does not compromise all previous application_traffic_secret_i, i < N.
外部シリアルキー再生成メカニズムには、並列実装が不可能であるという明らかな欠点がありますが、追加の前方秘密性が望ましい場合は、これらのオプションが推奨される場合があります。使用後にすべてのキーが安全に削除された場合、ある時点で現在のシークレット状態が侵害されても、以前のすべてのシークレット状態とフレームキーが侵害されることはありません。 [TLS]に関して、application_traffic_secret_Nの侵害は、以前のすべてのapplication_traffic_secret_i、i <Nを侵害しません。
The main idea behind external re-keying with a serial construction is presented in Figure 6:
図6に、シリアル構成を使用した外部キー再生成の背後にある主なアイデアを示します。
Maximum message size = m_max.
_____________________________________________________________
m_max
<---------------->
M^{1,1} |=== |
M^{1,2} |=============== |
K*_1 = K --->K^1--> ... ...
| M^{1,q_1} |======== |
|
|
| M^{2,1} |================|
v M^{2,2} |===== |
K*_2 ------->K^2--> ... ...
| M^{2,q_2} |========== |
|
...
| M^{t,1} |============ |
v M^{t,2} |============= |
K*_t ------->K^t--> ... ...
M^{t,q_t} |========== |
_____________________________________________________________
Figure 6: External Serial Re-keying Mechanisms
図6：外部シリアルキー再生成メカニズム
The frame key K^i, i = 1, ... , t - 1, is updated after processing a certain number of messages (see Section 5.1).
フレームキーK ^ i、i = 1、...、t-1は、特定の数のメッセージを処理した後に更新されます（セクション5.1を参照）。
The frame key K^i is calculated using the ExtSerialC transformation as follows:
フレームキーK ^ iは、ExtSerialC変換を使用して次のように計算されます。
K^i = ExtSerialC(K, i) = MSB_k(E_{K*_i}(Vec_n(0)) |E_{K*_i}(Vec_n(1)) | ... | E_{K*_i}(Vec_n(J - 1))),
K ^ i = ExtSerialC（K、i）= MSB_k（E_ {K * _i}（Vec_n（0））| E_ {K * _i}（Vec_n（1））| ... | E_ {K * _i}（ Vec_n（J-1）））、
where J = ceil(k / n), i = 1, ... , t, K*_i is calculated as follows:
ここで、J = ceil（k / n）、i = 1、...、t、K * _iは次のように計算されます。
K*_1 = K,
K * _1 = K、
K*_{j+1} = MSB_k(E_{K*_j}(Vec_n(J)) | E_{K*_j}(Vec_n(J + 1)) | ... | E_{K*_j}(Vec_n(2 * J - 1))),
K * _ {j + 1} = MSB_k（E_ {K * _j}（Vec_n（J））| E_ {K * _j}（Vec_n（J + 1））| ... | E_ {K * _j}（ Vec_n（2 * J-1）））、
where j = 1, ... , t - 1.
ここで、j = 1、...、t-1。
The frame key K^i is calculated using the ExtSerialH transformation as follows:
フレームキーK ^ iは、ExtSerialH変換を使用して次のように計算されます。
K^i = ExtSerialH(K, i) = HKDF-Expand(K*_i, label1, k),
K ^ i = ExtSerialH（K、i）= HKDF-Expand（K * _i、label1、k）、
where i = 1, ... , t; HKDF-Expand is the HMAC-based key derivation function, as described in [RFC5869]; and K*_i is calculated as follows:
ここで、i = 1、...、t; [RFC5869]で説明されているように、HKDF-ExpandはHMACベースの鍵導出関数です。 K * _iは次のように計算されます。
K*_1 = K,
K * _1 = K、
K*_{j+1} = HKDF-Expand(K*_j, label2, k), where j = 1, ... , t - 1,
K * _ {j + 1} = HKDF-Expand（K * _j、label2、k）、ここでj = 1、...、t-1、
where label1 and label2 are different strings from V* that are defined by a specific protocol (see, for example, the algorithm for updating traffic keys in TLS 1.3 [TLS]).
ここで、label1とlabel2は、特定のプロトコルで定義されたV *とは異なる文字列です（たとえば、TLS 1.3 [TLS]でトラフィックキーを更新するアルゴリズムを参照）。
In many cases, using additional entropy during re-keying won't increase security but may give a false sense of that. Therefore, one can rely on additional entropy only after conducting a deep security analysis. For example, good PRF constructions do not require additional entropy for the quality of keys, so, in most cases, there is no need to use additional entropy with external re-keying mechanisms based on secure KDFs. However, in some situations, mixed-in entropy can still increase security in the case of a time-limited but complete breach of the system when an adversary can access the frame-key generation interface but cannot reveal the master keys (e.g., when the master keys are stored in a Hardware Security Module (HSM)).
多くの場合、鍵の再生成中に追加のエントロピーを使用してもセキュリティは向上しませんが、それについて誤った感覚を与える可能性があります。したがって、詳細なセキュリティ分析を行った後にのみ、追加のエントロピーを利用できます。たとえば、適切なPRF構造では、キーの品質に追加のエントロピーが必要ないため、ほとんどの場合、安全なKDFに基づく外部の再キーイングメカニズムで追加のエントロピーを使用する必要はありません。ただし、状況によっては、敵がフレームキー生成インターフェースにアクセスできてもマスターキーを公開できない場合（たとえば、マスターキーはハードウェアセキュリティモジュール（HSM）に格納されます）。
For example, an external parallel construction based on a KDF on a hash function with a mixed-in entropy can be described as follows:
たとえば、混合エントロピーを持つハッシュ関数のKDFに基づく外部並列構造は、次のように記述できます。
K^i = HKDF-Expand(K, label_i, k),
K ^ i = HKDF-Expand（K、label_i、k）、
where label_i is additional entropy that must be sent to the recipient (e.g., sent jointly with an encrypted message). The entropy label_i and the corresponding key K^i must be generated directly before message processing.
ここで、label_iは、受信者に送信する必要がある追加のエントロピーです（たとえば、暗号化されたメッセージと一緒に送信されます）。エントロピーlabel_iおよび対応するキーK ^ iは、メッセージ処理の直前に生成する必要があります。
This section presents an approach to increasing the key lifetime by using a transformation of a data-processing key (section key) during each separate message processing. Each message is processed starting with the same key (the first section key), and each section key is updated after processing N bits of the message (section).
このセクションでは、各個別のメッセージ処理中にデータ処理キー（セクションキー）の変換を使用して、キーの有効期間を延ばす方法を示します。各メッセージは同じキー（最初のセクションキー）から処理され、各セクションキーはメッセージ（セクション）のNビットの処理後に更新されます。
This section provides internal re-keying mechanisms called ACPKM (Advanced Cryptographic Prolongation of Key Material) and ACPKM-Master that do not use a master key and use a master key, respectively. Such mechanisms are integrated into the base modes of operation and actually form new modes of operation. Therefore, they are called "internal re-keying" mechanisms in this document.
このセクションでは、マスターキーを使用しないACPKM（キーマテリアルの高度な暗号化延長）およびマスターキーを使用するACPKM-Masterと呼ばれる内部のキー更新メカニズムについて説明します。このようなメカニズムは基本動作モードに統合され、実際には新しい動作モードを形成します。したがって、これらはこのドキュメントでは「内部再キーイング」メカニズムと呼ばれます。
Internal re-keying mechanisms are recommended to be used in protocols that process large single messages (e.g., CMS messages), since the maximum gain in increasing the key lifetime is achieved by increasing the length of a message, while it provides almost no increase in the number of messages that can be processed with one initial key.
大きな単一メッセージ（CMSメッセージなど）を処理するプロトコルでは、内部のキー更新メカニズムを使用することをお勧めします。これは、メッセージの長さを増やすことでキーの有効期間を長くすることで最大の効果が得られる一方で、メッセージの増加はほとんどないためです。 1つの初期キーで処理できるメッセージの数。
Internal re-keying increases the key lifetime through the following approach. Suppose protocol P uses some base mode of operation. Let L1 and L2 be a side channel and combinatorial limitations, respectively, and for some fixed number of messages q, let m1, m2 be the lengths of messages that can be safely processed with a single initial key K according to these limitations.
内部の鍵の再生成では、次のアプローチにより、鍵の寿命を延ばします。プロトコルPが基本操作モードを使用するとします。 L1とL2をそれぞれサイドチャネルと組み合わせの制限とし、一定数のメッセージqに対して、m1、m2をこれらの制限に従って単一の初期キーKで安全に処理できるメッセージの長さとします。
Thus, the approach without re-keying (analogous to Section 5) yields a final key lifetime restriction equal to L1, and only q messages of the length m1 can be safely processed; see Figure 7.
したがって、鍵の再入力を行わないアプローチ（セクション5と同様）では、L1に等しい最終的なキーの有効期間の制限が発生し、長さm1のq個のメッセージのみを安全に処理できます。図7を参照してください。
K
|
v
^ +----------------+------------------------------------+
| |==============L1| L2|
| |================| |
q |================| |
| |================| |
| |================| |
v +----------------+------------------------------------+
<-------m1------->
<----------------------------m2----------------------->
Figure 7: Basic Principles of Message Processing without Internal Re-keying
図7：内部キー再生成なしのメッセージ処理の基本原則
Suppose that the safety margin for the protocol P is fixed and the internal re-keying approach is applied to the base mode of operation. Suppose further that every message is processed with a section key, which is transformed after processing N bits of data, where N is a parameter. If q * N does not exceed L1, then the side-channel limitation L1 goes off, and the resulting key lifetime limitation of the initial key K can be calculated on the basis of a new combinatorial limitation L2'. The security of the mode of operation that uses internal re-keying increases when compared to the base mode of operation without re-keying (thus, L2 < L2'). Hence, as displayed in Figure 8, the resulting key lifetime limitation if using internal re-keying can be increased up to L2'.
プロトコルPの安全マージンが固定されており、内部鍵更新アプローチが基本動作モードに適用されているとします。さらに、すべてのメッセージがセクションキーで処理されるとします。セクションキーは、Nビットのデータを処理した後に変換されます。ここで、Nはパラメーターです。 q * NがL1を超えない場合、サイドチャネル制限L1はオフになり、初期鍵Kの結果として生じる鍵の有効期間制限は、新しい組み合わせ制限L2 'に基づいて計算できます。内部のキー更新を使用する操作モードのセキュリティは、キー更新のない基本操作モードと比較すると向上します（したがって、L2 <L2 '）。したがって、図8に示すように、内部の鍵の再生成を使用する場合、結果として生じる鍵の寿命の制限はL2 'まで増やすことができます。
K-----> K^1-------------> K^2 -----------> . . .
| |
v v
^ +---------------+---------------+------------------+--...--+
| |=============L1|=============L1|====== L2| L2'|
| |===============|===============|====== | |
q |===============|===============|====== . . . | |
| |===============|===============|====== | |
| |===============|===============|====== | |
v +---------------+---------------+------------------+--...--+
<-------N------->
Figure 8: Basic Principles of Message Processing with Internal Re-keying
図8：内部キー更新を使用したメッセージ処理の基本原則
Note: The key transformation process is depicted in a simplified form. A specific approach (ACPKM and ACPKM-Master re-keying mechanisms) is described below.
注：主要な変換プロセスは簡略化された形式で示されています。特定のアプローチ（ACPKMおよびACPKMマスターの再キーイングメカニズム）を以下に説明します。
Since the performance of encryption can slightly decrease for rather small values of N, the maximum possible value should be selected for parameter N for a particular protocol in order to provide the necessary key lifetime for the considered security models.
Nの値がかなり小さい場合、暗号化のパフォーマンスがわずかに低下する可能性があるため、考慮されるセキュリティモデルに必要なキーの有効期間を提供するために、特定のプロトコルのパラメーターNに可能な最大値を選択する必要があります。
Consider an example. Suppose L1 = 128 MB and L2 = 10 TB. Let the message size in the protocol be large/unlimited (which may exhaust the whole key lifetime L2). The most restrictive resulting key lifetime limitation is equal to 128 MB.
例を考えてみましょう。 L1 = 128 MBおよびL2 = 10 TBと仮定します。プロトコルのメッセージサイズを大きく/無制限にします（これにより、キーの有効期間L2全体が使い果たされる可能性があります）。結果として最も制限的なキーの有効期間の制限は128 MBです。
Thus, there is a need to put a limit on the maximum message size m_max. For example, if m_max = 32 MB, it may happen that the renegotiation of initial key K would be required after processing only four messages.
したがって、メッセージの最大サイズm_maxに制限を設ける必要があります。たとえば、m_max = 32 MBの場合、4つのメッセージのみを処理した後、初期キーKの再ネゴシエーションが必要になることがあります。
If an internal re-keying mechanism with section size N = 1 MB is used, more than L1 / N = 128 MB / 1 MB = 128 messages can be processed before the renegotiation of initial key K (instead of four messages when an internal re-keying mechanism is not used). Note that only one section of each message is processed with the section key K^i, and, consequently, the key lifetime limitation L1 goes off. Hence, the resulting key lifetime limitation L2' can be set to more than 10 TB (in cases when a single large message is processed using the initial key K).
セクションサイズN = 1 MBの内部キー再生成メカニズムを使用する場合、L1 / N = 128 MB / 1 MB = 128を超えるメッセージを初期キーKの再ネゴシエーションの前に処理できます（内部再-キーイングメカニズムは使用されません）。各メッセージの1つのセクションのみがセクションキーK ^ iで処理され、その結果、キーのライフタイム制限L1がオフになることに注意してください。したがって、結果として生じるキーの有効期間の制限L2 'は、10 TBを超える値に設定できます（単一の大きなメッセージが初期キーKを使用して処理される場合）。
Suppose L is an amount of data that can be safely processed with one section key and N is a section size (fixed parameter). Suppose M^{i}_1 is the first section of message M^{i}, i = 1, ... , q (see Figures 9 and 10); the parameter q can then be calculated in accordance with one of the following two approaches:
Lが1つのセクションキーで安全に処理できるデータ量で、Nがセクションサイズ（固定パラメーター）であるとします。 M ^ {i} _1がメッセージM ^ {i}の最初のセクションであるとします。i= 1、...、q（図9および10を参照）。パラメータqは、次の2つの方法のいずれかに従って計算できます。
o Explicit approach: q_i is such that |M^{1}_1| + ... + |M^{q}_1| <= L, |M^{1}_1| + ... + |M^{q+1}_1| > L This approach allows use of the section key K^i in an almost optimal way, but it can be applied only when messages cannot be lost or reordered (e.g., TLS records).
o 明示的なアプローチ：q_iは| M ^ {1} _1 | + ... + | M ^ {q} _1 | <= L、| M ^ {1} _1 | + ... + | M ^ {q + 1} _1 | > Lこのアプローチでは、セクションキーK ^ iをほぼ最適な方法で使用できますが、メッセージが失われたり、並べ替えたりできない場合（TLSレコードなど）にのみ適用できます。
o Implicit approach: q = L / N. The amount of data processed with one section key K^i is calculated under the assumption that the length of every message is equal to or greater than section size N and thus can be considerably less than the key lifetime limitation L. On the other hand, this approach can be applied when messages may be lost or reordered (e.g., DTLS records).
o 暗黙的なアプローチ：q = L /N。1つのセクションキーK ^ iで処理されるデータの量は、すべてのメッセージの長さがセクションサイズN以上であり、したがってキーよりもかなり短いと想定して計算されます。ライフタイム制限L.一方、このアプローチは、メッセージが失われたり、並べ替えられたりする可能性がある場合（DTLSレコードなど）に適用できます。
This section describes the block cipher modes that use the ACPKM re-keying mechanism, which does not use a master key; an initial key is used directly for the data encryption.
このセクションでは、マスターキーを使用しないACPKM再キーイングメカニズムを使用するブロック暗号モードについて説明します。初期キーはデータの暗号化に直接使用されます。
This section defines a periodical key transformation without a master key, which is called the ACPKM re-keying mechanism. This mechanism can be applied to one of the base encryption modes (CTR and GCM block cipher modes) to get an extension of this encryption mode that uses periodical key transformation without a master key. This extension can be considered as a new encryption mode.
このセクションでは、マスターキーを使用しない定期的なキー変換を定義します。これは、ACPKM再キーイングメカニズムと呼ばれます。このメカニズムを基本暗号化モード（CTRおよびGCMブロック暗号モード）の1つに適用して、マスターキーなしで定期的なキー変換を使用するこの暗号化モードの拡張を取得できます。この拡張機能は、新しい暗号化モードと見なすことができます。
An additional parameter that defines the functioning of base encryption modes with the ACPKM re-keying mechanism is the section size N. The value of N is measured in bits and is fixed within a specific protocol based on the requirements of the system capacity and the key lifetime. The section size N MUST be divisible by the block size n.
ACPKM再キーイングメカニズムで基本暗号化モードの機能を定義する追加のパラメーターはセクションサイズNです。Nの値はビット単位で測定され、システム容量とキーの要件に基づいて特定のプロトコル内で固定されます。一生。セクションサイズNは、ブロックサイズnで割り切れる必要があります。
The main idea behind internal re-keying without a master key is presented in Figure 9:
マスターキーなしでの内部キー再生成の背後にある主なアイデアを図9に示します。
Section size = const = N,
maximum message size = m_max.
____________________________________________________________________
ACPKM ACPKM ACPKM
K^1 = K ---> K^2 ---...-> K^{l_max-1} ----> K^{l_max}
| | | |
| | | |
v v v v
M^{1} |==========|==========| ... |==========|=======: |
M^{2} |==========|==========| ... |=== | : |
. . . . . . :
: : : : : : :
M^{q} |==========|==========| ... |==========|===== : |
section :
<----------> m_max
N bit
___________________________________________________________________
l_max = ceil(m_max/N).
Figure 9: Internal Re-keying without a Master Key
図9：マスターキーを使用しない内部キー更新
During the processing of the input message M with the length m in some encryption mode that uses the ACPKM key transformation of the initial key K, the message is divided into l = ceil(m / N) sections (denoted as M = M_1 | M_2 | ... | M_l, where M_i is in V_N for i in {1, 2, ... , l - 1} and M_l is in V_r, r <= N). The first section of each message is processed with the section key K^1 = K. To process the (i + 1)-th section of each message, the section key K^{i+1} is calculated using the ACPKM transformation as follows:
初期鍵KのACPKM鍵変換を使用するいくつかの暗号化モードでの長さmの入力メッセージMの処理中に、メッセージはl = ceil（m / N）セクションに分割されます（M = M_1 | M_2と表記） | ... | M_l。ここで、M_iは{1、2、...、l-1}のiのV_Nにあり、M_lはV_rにあります（r <= N）。各メッセージの最初のセクションはセクションキーK ^ 1 = Kで処理されます。各メッセージの（i + 1）番目のセクションを処理するには、次のようにACPKM変換を使用してセクションキーK ^ {i + 1}を計算します。続く：
K^{i+1} = ACPKM(K^i) = MSB_k(E_{K^i}(D_1) | ... | E_{K^i}(D_J)),
K ^ {i + 1} = ACPKM（K ^ i）= MSB_k（E_ {K ^ i}（D_1）| ... | E_ {K ^ i}（D_J））、
where J = ceil(k/n) and D_1, D_2, ... , D_J are in V_n and are calculated as follows:
ここで、J = ceil（k / n）およびD_1、D_2、...、D_JはV_nにあり、次のように計算されます。
D_1 | D_2 | ... | D_J = MSB_{J * n}(D),
D_1 | D_2 | ... | D_J = MSB_ {J * n}（D）、
where D is the following constant in V_{1024}:
ここで、DはV_ {1024}の次の定数です。
D = ( 80 | 81 | 82 | 83 | 84 | 85 | 86 | 87
| 88 | 89 | 8a | 8b | 8c | 8d | 8e | 8f
| 90 | 91 | 92 | 93 | 94 | 95 | 96 | 97
| 98 | 99 | 9a | 9b | 9c | 9d | 9e | 9f
| a0 | a1 | a2 | a3 | a4 | a5 | a6 | a7
| a8 | a9 | aa | ab | ac | ad | ae | af
| b0 | b1 | b2 | b3 | b4 | b5 | b6 | b7
| b8 | b9 | ba | bb | bc | bd | be | bf
| c0 | c1 | c2 | c3 | c4 | c5 | c6 | c7
| c8 | c9 | ca | cb | cc | cd | ce | cf
| d0 | d1 | d2 | d3 | d4 | d5 | d6 | d7
| d8 | d9 | da | db | dc | dd | de | df
| e0 | e1 | e2 | e3 | e4 | e5 | e6 | e7
| e8 | e9 | ea | eb | ec | ed | ee | ef
| f0 | f1 | f2 | f3 | f4 | f5 | f6 | f7
| f8 | f9 | fa | fb | fc | fd | fe | ff)
Note: The constant D is such that D_1, ... , D_J are pairwise different for any allowed n and k values.
注：定数Dは、D_1、...、D_Jが、許可されるすべてのnおよびk値に対してペアごとに異なるようなものです。
Note: The highest bit of each octet of the constant D is equal to 1. This condition is important as, in conjunction with a certain mode message length limitation, it allows prevention of collisions of block cipher permutation inputs in cases with key transformation and message processing (for more details, see Section 4.4 of [AAOS2017]).
注：定数Dの各オクテットの最上位ビットは1です。この条件は、特定のモードのメッセージ長制限と併せて、キー変換およびメッセージの場合にブロック暗号置換入力の衝突を防ぐことができるため重要です。処理（詳細については、[AAOS2017]のセクション4.4を参照してください）。
This section defines a CTR-ACPKM encryption mode that uses the ACPKM internal re-keying mechanism for the periodical key transformation.
このセクションでは、定期的なキー変換にACPKM内部キー更新メカニズムを使用するCTR-ACPKM暗号化モードを定義します。
The CTR-ACPKM mode can be considered as the base encryption mode CTR (see [MODES]) extended by the ACPKM re-keying mechanism.
CTR-ACPKMモードは、ACPKM鍵再生成メカニズムによって拡張された基本暗号化モードCTR（[モード]を参照）と見なすことができます。
The CTR-ACPKM encryption mode can be used with the following parameters:
CTR-ACPKM暗号化モードは、次のパラメーターで使用できます。
o 64 <= n <= 512.
o ６４ ＜＝ ん ＜＝ ５１２。
o 128 <= k <= 512.
o 128 <= k <= 512。
o The number c of bits in a specific part of the block to be incremented is such that 32 <= c <= 3 / 4 n, where c is a multiple of 8.
o 増分されるブロックの特定の部分のビット数cは、32 <= c <= 3/4 nであり、cは8の倍数です。
o The maximum message size m_max = n * 2^{c-1}.
o 最大メッセージサイズm_max = n * 2 ^ {c-1}。
The CTR-ACPKM mode encryption and decryption procedures are defined as follows:
CTR-ACPKMモードの暗号化および復号化の手順は、次のように定義されています。
+----------------------------------------------------------------+
| CTR-ACPKM-Encrypt(N, K, ICN, P) |
|----------------------------------------------------------------|
| Input: |
| - section size N, |
| - initial key K, |
| - initial counter nonce ICN in V_{n-c}, |
| - plaintext P = P_1 | ... | P_b, |P| <= m_max. |
| Output: |
| - ciphertext C. |
|----------------------------------------------------------------|
| 1. CTR_1 = ICN | 0^c |
| 2. For j = 2, 3, ... , b do |
| CTR_{j} = Inc_c(CTR_{j-1}) |
| 3. K^1 = K |
| 4. For i = 2, 3, ... , ceil(|P| / N) |
| K^i = ACPKM(K^{i-1}) |
| 5. For j = 1, 2, ... , b do |
| i = ceil(j * n / N), |
| G_j = E_{K^i}(CTR_j) |
| 6. C = P (xor) MSB_{|P|}(G_1 | ... | G_b) |
| 7. Return C |
+----------------------------------------------------------------+
+----------------------------------------------------------------+
| CTR-ACPKM-Decrypt(N, K, ICN, C) |
|----------------------------------------------------------------|
| Input: |
| - section size N, |
| - initial key K, |
| - initial counter nonce ICN in V_{n-c}, |
| - ciphertext C = C_1 | ... | C_b, |C| <= m_max. |
| Output: |
| - plaintext P. |
|----------------------------------------------------------------|
| 1. P = CTR-ACPKM-Encrypt(N, K, ICN, C) |
| 2. Return P |
+----------------------------------------------------------------+
The initial counter nonce (ICN) value for each message that is encrypted under the given initial key K must be chosen in a unique manner.
特定の初期キーKで暗号化された各メッセージの初期カウンターナンス（ICN）値は、一意の方法で選択する必要があります。
This section defines the GCM-ACPKM authenticated encryption mode that uses the ACPKM internal re-keying mechanism for the periodical key transformation.
このセクションでは、定期的なキー変換にACPKM内部キー更新メカニズムを使用するGCM-ACPKM認証暗号化モードを定義します。
The GCM-ACPKM mode can be considered as the base authenticated encryption mode GCM (see [GCM]) extended by the ACPKM re-keying mechanism.
GCM-ACPKMモードは、ACPKM再キーイングメカニズムによって拡張されたベース認証暗号化モードGCM（[GCM]を参照）と見なすことができます。
The GCM-ACPKM authenticated encryption mode can be used with the following parameters:
GCM-ACPKM認証暗号化モードは、次のパラメーターで使用できます。
o n in {128, 256}.
o {128、256}のn。
o 128 <= k <= 512.
o 128 <= k <= 512。
o The number c of bits in a specific part of the block to be incremented is such that 1 / 4 n <= c <= 1 / 2 n, c is a multiple of 8.
o 増分されるブロックの特定の部分のビット数cは、1/4 n <= c <= 1/2 nであり、cは8の倍数です。
o Authentication tag length t.
o 認証タグの長さt。
o The maximum message size m_max = min{n * (2^{c-1} - 2), 2^{n/2} - 1}.
o 最大メッセージサイズm_max = min {n *（2 ^ {c-1}-2）、2 ^ {n / 2}-1}。
The GCM-ACPKM mode encryption and decryption procedures are defined as follows:
GCM-ACPKMモードの暗号化および復号化の手順は、次のように定義されています。
+-------------------------------------------------------------------+
| GHASH(X, H) |
|-------------------------------------------------------------------|
| Input: |
| - bit string X = X_1 | ... | X_m, X_1, ... , X_m in V_n. |
| Output: |
| - block GHASH(X, H) in V_n. |
|-------------------------------------------------------------------|
| 1. Y_0 = 0^n |
| 2. For i = 1, ... , m do |
| Y_i = (Y_{i-1} (xor) X_i) * H |
| 3. Return Y_m |
+-------------------------------------------------------------------+
+-------------------------------------------------------------------+
| GCTR(N, K, ICB, X) |
|-------------------------------------------------------------------|
| Input: |
| - section size N, |
| - initial key K, |
| - initial counter block ICB, |
| - X = X_1 | ... | X_b. |
| Output: |
| - Y in V_{|X|}. |
|-------------------------------------------------------------------|
| 1. If X in V_0, then return Y, where Y in V_0 |
| 2. GCTR_1 = ICB |
| 3. For i = 2, ... , b do |
| GCTR_i = Inc_c(GCTR_{i-1}) |
| 4. K^1 = K |
| 5. For j = 2, ... , ceil(|X| / N) |
| K^j = ACPKM(K^{j-1}) |
| 6. For i = 1, ... , b do |
| j = ceil(i * n / N), |
| G_i = E_{K_j}(GCTR_i) |
| 7. Y = X (xor) MSB_{|X|}(G_1 | ... | G_b) |
| 8. Return Y |
+-------------------------------------------------------------------+
+-------------------------------------------------------------------+
| GCM-ACPKM-Encrypt(N, K, ICN, P, A) |
|-------------------------------------------------------------------|
| Input: |
| - section size N, |
| - initial key K, |
| - initial counter nonce ICN in V_{n-c}, |
| - plaintext P = P_1 | ... | P_b, |P| <= m_max, |
| - additional authenticated data A. |
| Output: |
| - ciphertext C, |
| - authentication tag T. |
|-------------------------------------------------------------------|
| 1. H = E_{K}(0^n) |
| 2. ICB_0 = ICN | 0^{c-1} | 1 |
| 3. C = GCTR(N, K, Inc_c(ICB_0), P) |
| 4. u = n * ceil(|C| / n) - |C| |
| v = n * ceil(|A| / n) - |A| |
| 5. S = GHASH(A | 0^v | C | 0^u | Vec_{n/2}(|A|) | |
| | Vec_{n/2}(|C|), H) |
| 6. T = MSB_t(E_{K}(ICB_0) (xor) S) |
| 7. Return C | T |
+-------------------------------------------------------------------+
+-------------------------------------------------------------------+
| GCM-ACPKM-Decrypt(N, K, ICN, A, C, T) |
|-------------------------------------------------------------------|
| Input: |
| - section size N, |
| - initial key K, |
| - initial counter block ICN, |
| - additional authenticated data A, |
| - ciphertext C = C_1 | ... | C_b, |C| <= m_max, |
| - authentication tag T. |
| Output: |
| - plaintext P or FAIL. |
|-------------------------------------------------------------------|
| 1. H = E_{K}(0^n) |
| 2. ICB_0 = ICN | 0^{c-1} | 1 |
| 3. P = GCTR(N, K, Inc_c(ICB_0), C) |
| 4. u = n * ceil(|C| / n) - |C| |
| v = n * ceil(|A| / n) - |A| |
| 5. S = GHASH(A | 0^v | C | 0^u | Vec_{n/2}(|A|) | |
| | Vec_{n/2}(|C|), H) |
| 6. T' = MSB_t(E_{K}(ICB_0) (xor) S) |
| 7. If T = T', then return P; else return FAIL |
+-------------------------------------------------------------------+
The * operation on (pairs of) the 2^n possible blocks corresponds to
the multiplication operation for the binary Galois (finite) field of
2^n elements defined by the polynomial f as follows (analogous to
[GCM]):
n = 128: f = a^128 + a^7 + a^2 + a^1 + 1,
n = 128：f = a ^ 128 + a ^ 7 + a ^ 2 + a ^ 1 + 1
n = 256: f = a^256 + a^10 + a^5 + a^2 + 1.
n = 256：f = a ^ 256 + a ^ 10 + a ^ 5 + a ^ 2 + 1。
The initial counter nonce ICN value for each message that is encrypted under the given initial key K must be chosen in a unique manner.
特定の初期キーKで暗号化された各メッセージの初期カウンターnonce ICN値は、一意の方法で選択する必要があります。
The key for computing values E_{K}(ICB_0) and H is not updated and is equal to the initial key K.
値E_ {K}（ICB_0）およびHを計算するためのキーは更新されず、初期キーKに等しい。
This section describes the block cipher modes that use the ACPKM-Master re-keying mechanism, which use the initial key K as a master key, so K is never used directly for data processing but is used for key derivation.
このセクションでは、ACPKMマスターの再キーイングメカニズムを使用するブロック暗号モードについて説明します。これは、初期キーKをマスターキーとして使用するため、Kがデータ処理に直接使用されることはなく、キーの導出に使用されます。
This section defines periodical key transformation with a master key, which is called the ACPKM-Master re-keying mechanism. This mechanism can be applied to one of the base modes of operation (CTR, GCM, CBC, CFB, OMAC modes) for getting an extension that uses periodical key transformation with a master key. This extension can be considered as a new mode of operation.
このセクションでは、ACPKMマスターの再キーイングメカニズムと呼ばれるマスターキーを使用した定期的なキー変換を定義します。このメカニズムは、マスターキーで定期的なキー変換を使用する拡張機能を取得するために、基本操作モードの1つ（CTR、GCM、CBC、CFB、OMACモード）に適用できます。この拡張機能は、新しい操作モードと見なすことができます。
Additional parameters that define the functioning of modes of operation that use the ACPKM-Master re-keying mechanism are the section size N, the change frequency T* of the master keys K*_1, K*_2, ... (see Figure 10), and the size d of the section key material. The values of N and T* are measured in bits and are fixed within a specific protocol based on the requirements of the system capacity and the key lifetime. The section size N MUST be divisible by the block size n. The master key frequency T* MUST be divisible by d and by n.
ACPKMマスターの再キーイングメカニズムを使用する動作モードの機能を定義する追加のパラメーターは、セクションサイズN、マスターキーの変更頻度T * K * _1、K * _2などです（図10を参照）。 ）、セクションキー素材のサイズd。 NおよびT *の値はビット単位で測定され、システム容量とキーの寿命の要件に基づいて特定のプロトコル内で固定されます。セクションサイズNは、ブロックサイズnで割り切れる必要があります。マスターキーの頻度T *は、dおよびnで割り切れる必要があります。
The main idea behind internal re-keying with a master key is presented in Figure 10:
マスターキーを使用した内部キー再生成の背後にある主なアイデアを図10に示します。
Master key frequency T*,
section size N,
maximum message size = m_max.
_____________________________________________________________________
ACPKM ACPKM
K*_1 = K----------> K*_2 ---------...-----> K*_l_max
___|___ ___|___ ___|___
| | | | | |
v ... v v ... v v ... v
K[1] K[t] K[t+1] K[2*t] K[(l_max-1)t+1] K[l_max*t]
| | | | | |
| | | | | |
v v v v v v
M^{1}||======|...|======||======|...|======||...||======|...|== : ||
M^{2}||======|...|======||======|...|======||...||======|...|====: ||
... || | | || | | || || | | : ||
M^{q}||======|...|======||==== |...| ||...|| |...| : ||
section :
<------> :
N bit m_max
_____________________________________________________________________
|K[i]| = d,
t = T* / d,
l_max = ceil(m_max / (N * t)).
Figure 10: Internal Re-keying with a Master Key
図10：マスターキーを使用した内部キー更新
During the processing of the input message M with the length m in some mode of operation that uses ACPKM-Master key transformation with the initial key K and the master key frequency T*, the message M is divided into l = ceil(m / N) sections (denoted as M = M_1 | M_2 | ... | M_l, where M_i is in V_N for i in {1, 2, ... , l - 1} and M_l is in V_r, r <= N). The j-th section of each message is processed with the key material K[j], j in {1, ... , l}, |K[j]| = d, which is calculated with the ACPKM-Master algorithm as follows:
初期鍵Kとマスター鍵の頻度T *によるACPKMマスター鍵変換を使用する操作モードでの長さmの入力メッセージMの処理中に、メッセージMはl = ceil（m / Nに分割されます。 ）セクション（M = M_1 | M_2 | ... | M_lとして示されます。ここで、M_iは{1、2、...、l-1}のiのV_Nにあり、M_lはV_r、r <= Nにあります）。各メッセージのj番目のセクションは、キー素材K [j]、j in {1、...、l}、| K [j] |で処理されます。 = d、これはACPKM-Masterアルゴリズムを使用して次のように計算されます。
K[1] | ... | K[l] = ACPKM-Master(T*, K, d, l) = CTR-ACPKM-Encrypt (T*, K, 1^{n/2}, 0^{d*l}).
K [1] | ... | K [l] = ACPKM-Master（T *、K、d、l）= CTR-ACPKM-Encrypt（T *、K、1 ^ {n / 2}、0 ^ {d * l}）。
Note: The parameters d and l MUST be such that d * l <= n * 2^{n/2-1}.
注：パラメータdおよびlは、d * l <= n * 2 ^ {n / 2-1}である必要があります。
This section defines a CTR-ACPKM-Master encryption mode that uses the ACPKM-Master internal re-keying mechanism for the periodical key transformation.
このセクションでは、定期的なキー変換にACPKMマスターの内部キー更新メカニズムを使用するCTR-ACPKMマスター暗号化モードを定義します。
The CTR-ACPKM-Master encryption mode can be considered as the base encryption mode CTR (see [MODES]) extended by the ACPKM-Master re-keying mechanism.
CTR-ACPKM-Master暗号化モードは、ACPKM-Master再キーイングメカニズムによって拡張された基本暗号化モードCTR（[モード]を参照）と見なすことができます。
The CTR-ACPKM-Master encryption mode can be used with the following parameters:
CTR-ACPKM-Master暗号化モードは、次のパラメーターで使用できます。
o 64 <= n <= 512.
o ６４ ＜＝ ん ＜＝ ５１２。
o 128 <= k <= 512.
o 128 <= k <= 512。
o The number c of bits in a specific part of the block to be incremented is such that 32 <= c <= 3 / 4 n, c is a multiple of 8.
o 増分されるブロックの特定の部分のビット数cは、32 <= c <= 3/4 nであり、cは8の倍数です。
o The maximum message size m_max = min{N * (n * 2^{n/2-1} / k), n * 2^c}.
o 最大メッセージサイズm_max = min {N *（n * 2 ^ {n / 2-1} / k）、n * 2 ^ c}。
The key material K[j] that is used for one-section processing is equal to K^j, where |K^j| = k bits.
1セクション処理に使用されるキーマテリアルK [j]は、K ^ jと同じです。ここで、| K ^ j |です。 = kビット。
The CTR-ACPKM-Master mode encryption and decryption procedures are defined as follows:
CTR-ACPKM-マスターモードの暗号化および復号化の手順は、次のように定義されています。
+----------------------------------------------------------------+
| CTR-ACPKM-Master-Encrypt(N, K, T*, ICN, P) |
|----------------------------------------------------------------|
| Input: |
| - section size N, |
| - initial key K, |
| - master key frequency T*, |
| - initial counter nonce ICN in V_{n-c}, |
| - plaintext P = P_1 | ... | P_b, |P| <= m_max. |
| Output: |
| - ciphertext C. |
|----------------------------------------------------------------|
| 1. CTR_1 = ICN | 0^c |
| 2. For j = 2, 3, ... , b do |
| CTR_{j} = Inc_c(CTR_{j-1}) |
| 3. l = ceil(|P| / N) |
| 4. K^1 | ... | K^l = ACPKM-Master(T*, K, k, l) |
| 5. For j = 1, 2, ... , b do |
| i = ceil(j * n / N), |
| G_j = E_{K^i}(CTR_j) |
| 6. C = P (xor) MSB_{|P|}(G_1 | ... |G_b) |
| 7. Return C |
|----------------------------------------------------------------+
+----------------------------------------------------------------+
| CTR-ACPKM-Master-Decrypt(N, K, T*, ICN, C) |
|----------------------------------------------------------------|
| Input: |
| - section size N, |
| - initial key K, |
| - master key frequency T*, |
| - initial counter nonce ICN in V_{n-c}, |
| - ciphertext C = C_1 | ... | C_b, |C| <= m_max. |
| Output: |
| - plaintext P. |
|----------------------------------------------------------------|
| 1. P = CTR-ACPKM-Master-Encrypt(N, K, T*, ICN, C) |
| 1. Return P |
+----------------------------------------------------------------+
The initial counter nonce ICN value for each message that is encrypted under the given initial key must be chosen in a unique manner.
特定の初期キーで暗号化された各メッセージの初期カウンターnonce ICN値は、一意の方法で選択する必要があります。
This section defines a GCM-ACPKM-Master authenticated encryption mode that uses the ACPKM-Master internal re-keying mechanism for the periodical key transformation.
このセクションでは、定期的なキー変換にACPKMマスターの内部再キーイングメカニズムを使用するGCM-ACPKMマスター認証暗号化モードを定義します。
The GCM-ACPKM-Master authenticated encryption mode can be considered as the base authenticated encryption mode GCM (see [GCM]) extended by the ACPKM-Master re-keying mechanism.
GCM-ACPKM-Master認証済み暗号化モードは、ACPKM-Masterキー再生成メカニズムによって拡張された基本認証済み暗号化モードGCM（[GCM]を参照）と見なすことができます。
The GCM-ACPKM-Master authenticated encryption mode can be used with the following parameters:
GCM-ACPKM-Master認証済み暗号化モードは、次のパラメーターで使用できます。
o n in {128, 256}.
o {128、256}のn。
o 128 <= k <= 512.
o 128 <= k <= 512。
o The number c of bits in a specific part of the block to be incremented is such that 1 / 4 n <= c <= 1 / 2 n, c is a multiple of 8.
o 増分されるブロックの特定の部分のビット数cは、1/4 n <= c <= 1/2 nであり、cは8の倍数です。
o authentication tag length t.
o 認証タグの長さt。
o the maximum message size m_max = min{N * ( n * 2^{n/2-1} / k), n * (2^c - 2), 2^{n/2} - 1}.
o 最大メッセージサイズm_max = min {N *（n * 2 ^ {n / 2-1} / k）、n *（2 ^ c-2）、2 ^ {n / 2}-1}。
The key material K[j] that is used for the j-th section processing is equal to K^j, |K^j| = k bits.
j番目のセクション処理に使用されるキー素材K [j]は、K ^ j、| K ^ j |に等しくなります。 = kビット。
The GCM-ACPKM-Master mode encryption and decryption procedures are defined as follows:
GCM-ACPKM-Masterモードの暗号化および復号化の手順は、次のように定義されています。
+-------------------------------------------------------------------+
| GHASH(X, H) |
|-------------------------------------------------------------------|
| Input: |
| - bit string X = X_1 | ... | X_m, X_i in V_n for i in {1, ... ,m}|
| Output: |
| - block GHASH(X, H) in V_n |
|-------------------------------------------------------------------|
| 1. Y_0 = 0^n |
| 2. For i = 1, ... , m do |
| Y_i = (Y_{i-1} (xor) X_i) * H |
| 3. Return Y_m |
+-------------------------------------------------------------------+
+-------------------------------------------------------------------+
| GCTR(N, K, T*, ICB, X) |
|-------------------------------------------------------------------|
| Input: |
| - section size N, |
| - initial key K, |
| - master key frequency T*, |
| - initial counter block ICB, |
| - X = X_1 | ... | X_b. |
| Output: |
| - Y in V_{|X|}. |
|-------------------------------------------------------------------|
| 1. If X in V_0, then return Y, where Y in V_0 |
| 2. GCTR_1 = ICB |
| 3. For i = 2, ... , b do |
| GCTR_i = Inc_c(GCTR_{i-1}) |
| 4. l = ceil(|X| / N) |
| 5. K^1 | ... | K^l = ACPKM-Master(T*, K, k, l) |
| 6. For j = 1, ... , b do |
| i = ceil(j * n / N), |
| G_j = E_{K^i}(GCTR_j) |
| 7. Y = X (xor) MSB_{|X|}(G_1 | ... | G_b) |
| 8. Return Y |
+-------------------------------------------------------------------+
+-------------------------------------------------------------------+
| GCM-ACPKM-Master-Encrypt(N, K, T*, ICN, P, A) |
|-------------------------------------------------------------------|
| Input: |
| - section size N, |
| - initial key K, |
| - master key frequency T*, |
| - initial counter nonce ICN in V_{n-c}, |
| - plaintext P = P_1 | ... | P_b, |P| <= m_max. |
| - additional authenticated data A. |
| Output: |
| - ciphertext C, |
| - authentication tag T. |
|-------------------------------------------------------------------|
| 1. K^1 = ACPKM-Master(T*, K, k, 1) |
| 2. H = E_{K^1}(0^n) |
| 3. ICB_0 = ICN | 0^{c-1} | 1 |
| 4. C = GCTR(N, K, T*, Inc_c(ICB_0), P) |
| 5. u = n * ceil(|C| / n) - |C| |
| v = n * ceil(|A| / n) - |A| |
| 6. S = GHASH(A | 0^v | C | 0^u | Vec_{n/2}(|A|) | |
| | Vec_{n/2}(|C|), H) |
| 7. T = MSB_t(E_{K^1}(ICB_0) (xor) S) |
| 8. Return C | T |
+-------------------------------------------------------------------+
+-------------------------------------------------------------------+
| GCM-ACPKM-Master-Decrypt(N, K, T*, ICN, A, C, T) |
|-------------------------------------------------------------------|
| Input: |
| - section size N, |
| - initial key K, |
| - master key frequency T*, |
| - initial counter nonce ICN in V_{n-c}, |
| - additional authenticated data A. |
| - ciphertext C = C_1 | ... | C_b, |C| <= m_max, |
| - authentication tag T. |
| Output: |
| - plaintext P or FAIL. |
|-------------------------------------------------------------------|
| 1. K^1 = ACPKM-Master(T*, K, k, 1) |
| 2. H = E_{K^1}(0^n) |
| 3. ICB_0 = ICN | 0^{c-1} | 1 |
| 4. P = GCTR(N, K, T*, Inc_c(ICB_0), C) |
| 5. u = n * ceil(|C| / n) - |C| |
| v = n * ceil(|A| / n) - |A| |
| 6. S = GHASH(A | 0^v | C | 0^u | Vec_{n/2}(|A|) | |
| | Vec_{n/2}(|C|), H) |
| 7. T' = MSB_t(E_{K^1}(ICB_0) (xor) S) |
| 8. If T = T', then return P; else return FAIL. |
+-------------------------------------------------------------------+
The * operation on (pairs of) the 2^n possible blocks corresponds to the multiplication operation for the binary Galois (finite) field of 2^n elements defined by the polynomial f as follows (by analogy with [GCM]):
2 ^ n可能なブロック（のペア）の*演算は、次のように（[GCM]との類似性により）多項式fによって定義された2 ^ n要素の2進ガロア（有限）フィールドの乗算演算に対応します。
n = 128: f = a^128 + a^7 + a^2 + a^1 + 1,
n = 128：f = a ^ 128 + a ^ 7 + a ^ 2 + a ^ 1 + 1
n = 256: f = a^256 + a^10 + a^5 + a^2 + 1.
n = 256：f = a ^ 256 + a ^ 10 + a ^ 5 + a ^ 2 + 1。
The initial counter nonce ICN value for each message that is encrypted under the given initial key must be chosen in a unique manner.
特定の初期キーで暗号化された各メッセージの初期カウンターnonce ICN値は、一意の方法で選択する必要があります。
This section defines a CBC-ACPKM-Master encryption mode that uses the ACPKM-Master internal re-keying mechanism for the periodical key transformation.
このセクションでは、定期的な鍵の変換にACPKMマスターの内部再キーイングメカニズムを使用するCBC-ACPKMマスター暗号化モードを定義します。
The CBC-ACPKM-Master encryption mode can be considered as the base encryption mode CBC (see [MODES]) extended by the ACPKM-Master re-keying mechanism.
CBC-ACPKM-Master暗号化モードは、ACPKM-Master再キーイングメカニズムによって拡張された基本暗号化モードCBC（[モード]を参照）と見なすことができます。
The CBC-ACPKM-Master encryption mode can be used with the following parameters:
CBC-ACPKM-Master暗号化モードは、次のパラメーターで使用できます。
o 64 <= n <= 512.
o ６４ ＜＝ ん ＜＝ ５１２。
o 128 <= k <= 512.
o 128 <= k <= 512。
o The maximum message size m_max = N * (n * 2^{n/2-1} / k).
o 最大メッセージサイズm_max = N *（n * 2 ^ {n / 2-1} / k）。
In the specification of the CBC-ACPKM-Master mode, the plaintext and ciphertext must be a sequence of one or more complete data blocks. If the data string to be encrypted does not initially satisfy this property, then it MUST be padded to form complete data blocks. The padding methods are out of the scope of this document. An example of a padding method can be found in Appendix A of [MODES].
CBC-ACPKM-Masterモードの仕様では、平文と暗号文は1つ以上の完全なデータブロックのシーケンスである必要があります。暗号化されるデータ文字列が最初にこのプロパティを満たさない場合は、完全なデータブロックを形成するためにパディングする必要があります。パディング方法はこのドキュメントの範囲外です。パディング方法の例は、[モード]の付録Aにあります。
The key material K[j] that is used for the j-th section processing is equal to K^j, |K^j| = k bits.
j番目のセクション処理に使用されるキー素材K [j]は、K ^ j、| K ^ j |に等しくなります。 = kビット。
We use D_{K} to denote the decryption function that is a permutation inverse to E_{K}.
D_ {K}を使用して、E_ {K}の逆順列である復号化関数を示します。
The CBC-ACPKM-Master mode encryption and decryption procedures are defined as follows:
CBC-ACPKM-マスターモードの暗号化および復号化手順は、次のように定義されています。
+----------------------------------------------------------------+
| CBC-ACPKM-Master-Encrypt(N, K, T*, IV, P) |
|----------------------------------------------------------------|
| Input: |
| - section size N, |
| - initial key K, |
| - master key frequency T*, |
| - initialization vector IV in V_n, |
| - plaintext P = P_1 | ... | P_b, |P_b| = n, |P| <= m_max. |
| Output: |
| - ciphertext C. |
|----------------------------------------------------------------|
| 1. l = ceil(|P| / N) |
| 2. K^1 | ... | K^l = ACPKM-Master(T*, K, k, l) |
| 3. C_0 = IV |
| 4. For j = 1, 2, ... , b do |
| i = ceil(j * n / N), |
| C_j = E_{K^i}(P_j (xor) C_{j-1}) |
| 5. Return C = C_1 | ... | C_b |
|----------------------------------------------------------------+
+----------------------------------------------------------------+
| CBC-ACPKM-Master-Decrypt(N, K, T*, IV, C) |
|----------------------------------------------------------------|
| Input: |
| - section size N, |
| - initial key K, |
| - master key frequency T*, |
| - initialization vector IV in V_n, |
| - ciphertext C = C_1 | ... | C_b, |C_b| = n, |C| <= m_max. |
| Output: |
| - plaintext P. |
|----------------------------------------------------------------|
| 1. l = ceil(|C| / N) |
| 2. K^1 | ... | K^l = ACPKM-Master(T*, K, k, l) |
| 3. C_0 = IV |
| 4. For j = 1, 2, ... , b do |
| i = ceil(j * n / N) |
| P_j = D_{K^i}(C_j) (xor) C_{j-1} |
| 5. Return P = P_1 | ... | P_b |
+----------------------------------------------------------------+
The initialization vector IV for any particular execution of the encryption process must be unpredictable.
暗号化プロセスの特定の実行のための初期化ベクトルIVは、予測不可能でなければなりません。
This section defines a CFB-ACPKM-Master encryption mode that uses the ACPKM-Master internal re-keying mechanism for the periodical key transformation.
このセクションでは、定期的なキー変換にACPKMマスターの内部キー更新メカニズムを使用するCFB-ACPKMマスター暗号化モードを定義します。
The CFB-ACPKM-Master encryption mode can be considered as the base encryption mode CFB (see [MODES]) extended by the ACPKM-Master re-keying mechanism.
CFB-ACPKM-Master暗号化モードは、ACPKM-Master再キーイングメカニズムによって拡張される基本暗号化モードCFB（[モード]を参照）と見なすことができます。
The CFB-ACPKM-Master encryption mode can be used with the following parameters:
CFB-ACPKM-Master暗号化モードは、次のパラメーターで使用できます。
o 64 <= n <= 512.
o ６４ ＜＝ ん ＜＝ ５１２。
o 128 <= k <= 512.
o 128 <= k <= 512。
o The maximum message size m_max = N * (n * 2^{n/2-1} / k).
o 最大メッセージサイズm_max = N *（n * 2 ^ {n / 2-1} / k）。
The key material K[j] that is used for the j-th section processing is equal to K^j, |K^j| = k bits.
j番目のセクション処理に使用されるキー素材K [j]は、K ^ j、| K ^ j |に等しくなります。 = kビット。
The CFB-ACPKM-Master mode encryption and decryption procedures are defined as follows:
CFB-ACPKM-マスターモードの暗号化および復号化の手順は、次のように定義されています。
+-------------------------------------------------------------+
| CFB-ACPKM-Master-Encrypt(N, K, T*, IV, P) |
|-------------------------------------------------------------|
| Input: |
| - section size N, |
| - initial key K, |
| - master key frequency T*, |
| - initialization vector IV in V_n, |
| - plaintext P = P_1 | ... | P_b, |P| <= m_max. |
| Output: |
| - ciphertext C. |
|-------------------------------------------------------------|
| 1. l = ceil(|P| / N) |
| 2. K^1 | ... | K^l = ACPKM-Master(T*, K, k, l) |
| 3. C_0 = IV |
| 4. For j = 1, 2, ... , b - 1 do |
| i = ceil(j * n / N), |
| C_j = E_{K^i}(C_{j-1}) (xor) P_j |
| 5. C_b = MSB_{|P_b|}(E_{K^l}(C_{b-1})) (xor) P_b |
| 6. Return C = C_1 | ... | C_b |
|-------------------------------------------------------------+
+-------------------------------------------------------------+
| CFB-ACPKM-Master-Decrypt(N, K, T*, IV, C) |
|-------------------------------------------------------------|
| Input: |
| - section size N, |
| - initial key K, |
| - master key frequency T*, |
| - initialization vector IV in V_n, |
| - ciphertext C = C_1 | ... | C_b, |C| <= m_max. |
| Output: |
| - plaintext P. |
|-------------------------------------------------------------|
| 1. l = ceil(|C| / N) |
| 2. K^1 | ... | K^l = ACPKM-Master(T*, K, k, l) |
| 3. C_0 = IV |
| 4. For j = 1, 2, ... , b - 1 do |
| i = ceil(j * n / N), |
| P_j = E_{K^i}(C_{j-1}) (xor) C_j |
| 5. P_b = MSB_{|C_b|}(E_{K^l}(C_{b-1})) (xor) C_b |
| 6. Return P = P_1 | ... | P_b |
+-------------------------------------------------------------+
The initialization vector IV for any particular execution of the encryption process must be unpredictable.
暗号化プロセスの特定の実行のための初期化ベクトルIVは、予測不可能でなければなりません。
This section defines an OMAC-ACPKM-Master message authentication code calculation mode that uses the ACPKM-Master internal re-keying mechanism for the periodical key transformation.
このセクションでは、定期的な鍵の変換にACPKMマスターの内部キー更新メカニズムを使用するOMAC-ACPKMマスターメッセージ認証コード計算モードを定義します。
The OMAC-ACPKM-Master mode can be considered as the base message authentication code calculation mode OMAC1, which is also known as CMAC (see [RFC4493]), extended by the ACPKM-Master re-keying mechanism.
OMAC-ACPKM-Masterモードは、ACPKM-Master再キーイングメカニズムによって拡張された、CMAC（[RFC4493]を参照）とも呼ばれる基本メッセージ認証コード計算モードOMAC1と見なすことができます。
The OMAC-ACPKM-Master message authentication code calculation mode can be used with the following parameters:
OMAC-ACPKM-Masterメッセージ認証コード計算モードは、次のパラメーターで使用できます。
o n in {64, 128, 256}.
o {64、128、256}のn。
o 128 <= k <= 512.
o 128 <= k <= 512。
o The maximum message size m_max = N * (n * 2^{n/2-1} / (k + n)).
o 最大メッセージサイズm_max = N *（n * 2 ^ {n / 2-1} /（k + n））。
The key material K[j] that is used for one-section processing is equal to K^j | K^j_1, where |K^j| = k bits and |K^j_1| = n bits.
1セクション処理に使用されるキーマテリアルK [j]は、K ^ j | K ^ j_1、ここで| K ^ j | = kビットおよび| K ^ j_1 | = nビット。
The following is a specification of the subkey generation process of OMAC:
OMACのサブキー生成プロセスの仕様は次のとおりです。
+-------------------------------------------------------------------+
| Generate_Subkey(K1, r) |
|-------------------------------------------------------------------|
| Input: |
| - key K1. |
| Output: |
| - key SK. |
|-------------------------------------------------------------------|
| 1. If r = n, then return K1 |
| 2. If r < n, then |
| if MSB_1(K1) = 0 |
| return K1 << 1 |
| else |
| return (K1 << 1) (xor) R_n |
+-------------------------------------------------------------------+
Here, R_n takes the following values:
ここで、R_nは次の値を取ります。
o n = 64: R_{64} = 0^{59} | 11011.
o n = 64：R_ {64} = 0 ^ {59} | 11011。
o n = 128: R_{128} = 0^{120} | 10000111.
o n = 128：R_ {128} = 0 ^ {120} | 10000111。
o n = 256: R_{256} = 0^{145} | 10000100101.
o n = 256：R_ {256} = 0 ^ {145} | 10000100101。
The OMAC-ACPKM-Master message authentication code calculation mode is defined as follows:
OMAC-ACPKM-Masterメッセージ認証コード計算モードは、次のように定義されています。
+-------------------------------------------------------------------+
| OMAC-ACPKM-Master(K, N, T*, M) |
|-------------------------------------------------------------------|
| Input: |
| - section size N, |
| - initial key K, |
| - master key frequency T*, |
| - plaintext M = M_1 | ... | M_b, |M| <= m_max. |
| Output: |
| - message authentication code T. |
|-------------------------------------------------------------------|
| 1. C_0 = 0^n |
| 2. l = ceil(|M| / N) |
| 3. K^1 | K^1_1 | ... | K^l | K^l_1 = |
= ACPKM-Master(T*, K, (k + n), l) |
| 4. For j = 1, 2, ... , b - 1 do |
| i = ceil(j * n / N), |
| C_j = E_{K^i}(M_j (xor) C_{j-1}) |
| 5. SK = Generate_Subkey(K^l_1, |M_b|) |
| 6. If |M_b| = n, then M*_b = M_b |
| else M*_b = M_b | 1 | 0^{n - 1 -|M_b|} |
| 7. T = E_{K^l}(M*_b (xor) C_{b-1} (xor) SK) |
| 8. Return T |
+-------------------------------------------------------------------+
Both external re-keying and internal re-keying have their own advantages and disadvantages, which are discussed in Section 1. For instance, using external re-keying can essentially limit the message length, while in the case of internal re-keying, the section size, which can be chosen as the maximal possible for operational properties, limits the number of separate messages. Therefore, the choice of re-keying mechanism (either external or internal) depends on particular protocol features. However, some protocols may have features that require the advantages of both the external and internal re-keying mechanisms: for example, the protocol mainly transmits short messages, but it must additionally support processing of very long messages. In such situations, it is necessary to use external and internal re-keying jointly, since these techniques negate each other's disadvantages.
外部再キーイングと内部再キーイングには、それぞれセクション1で説明する独自の利点と欠点があります。たとえば、外部キー再生成を使用すると、メッセージの長さを本質的に制限できますが、内部キー再生成の場合、運用プロパティの最大値として選択できるセクションサイズは、個別のメッセージの数を制限します。したがって、（外部または内部の）キー再生成メカニズムの選択は、特定のプロトコル機能によって異なります。ただし、一部のプロトコルには、外部と内部の両方の鍵再生成メカニズムの利点を必要とする機能があります。たとえば、プロトコルは主に短いメッセージを送信しますが、非常に長いメッセージの処理もサポートする必要があります。このような状況では、外部と内部の鍵の再生成を併用する必要があります。これらの手法はお互いの欠点を打ち消すためです。
For composition of external and internal re-keying techniques, any mechanism described in Section 5 can be used with any mechanism described in Section 6.
外部および内部のキー再生成技術の構成では、セクション5で説明されているメカニズムをセクション6で説明されているメカニズムと併用できます。
For example, consider the GCM-ACPKM mode with external serial re-keying based on a KDF on a hash function. Denote the number of messages in each frame (in the case of the implicit approach to the key lifetime control) for external re-keying as a frame size.
たとえば、ハッシュ関数のKDFに基づいて外部シリアル再キーを使用するGCM-ACPKMモードについて考えます。フレームのサイズとして、外部の再キーイングの各フレーム内のメッセージの数（キーのライフタイムコントロールへの暗黙のアプローチの場合）を示します。
Let L be a key lifetime limitation. The section size N for internal re-keying and the frame size q for external re-keying must be chosen in such a way that q * N must not exceed L.
Lをキーのライフタイム制限とします。内部再キーイングのセクションサイズNおよび外部再キーイングのフレームサイズqは、q * NがLを超えないように選択する必要があります。
Suppose that t messages (ICN_i, P_i, A_i), with initial counter nonce ICN_i, plaintext P_i, and additional authenticated data A_i will be processed before renegotiation.
初期カウンターノンスICN_i、プレーンテキストP_i、および追加の認証済みデータA_iを含むt個のメッセージ（ICN_i、P_i、A_i）が、再ネゴシエーションの前に処理されるとします。
For authenticated encryption of each message (ICN_i, P_i, A_i), i = 1, ..., t, the following algorithm can be applied:
各メッセージ（ICN_i、P_i、A_i）、i = 1、...、tの認証済み暗号化には、次のアルゴリズムを適用できます。
1. j = ceil(i / q), 2. K^j = ExtSerialH(K, j), 3. C_i | T_i = GCM-ACPKM-Encrypt(N, K^j, ICN_i, P_i, A_i).
1. j = ceil（i / q）、2. K ^ j = ExtSerialH（K、j）、3. C_i | T_i = GCM-ACPKM-Encrypt（N、K ^ j、ICN_i、P_i、A_i）。
Note that nonces ICN_i that are used under the same frame key must be unique for each message.
同じフレームキーの下で使用されるノンスICN_iは、メッセージごとに一意である必要があることに注意してください。
Re-keying should be used to increase a priori security properties of ciphers in hostile environments (e.g., with side-channel adversaries). If efficient attacks on a cipher are known, the cipher must not be used. Thus, re-keying cannot be used as a patch for vulnerable ciphers. Base cipher properties must be well analyzed because the security of re-keying mechanisms is based on the security of a block cipher as a pseudorandom function.
悪意のある環境（サイドチャネルの敵など）での暗号のアプリオリのセキュリティプロパティを高めるには、鍵の再生成を使用する必要があります。暗号に対する効率的な攻撃がわかっている場合は、その暗号を使用してはなりません。したがって、鍵の再生成は脆弱な暗号のパッチとして使用できません。鍵の再生成メカニズムのセキュリティは、疑似ランダム関数としてのブロック暗号のセキュリティに基づいているため、基本的な暗号プロパティを十分に分析する必要があります。
Re-keying is not intended to solve any postquantum security issues for symmetric cryptography, since the reduction of security caused by Grover's algorithm is not connected with a size of plaintext transformed by a cipher -- only a negligible (sufficient for key uniqueness) material is needed -- and the aim of re-keying is to limit the size of plaintext transformed under one initial key.
キーイングは対称暗号の量子化後のセキュリティ問題を解決することを目的としていません。これは、Groverのアルゴリズムによって引き起こされるセキュリティの低下は、暗号によって変換された平文のサイズとは関係がないため、無視できる（キーの一意性に十分な）マテリアルのみです。必要-そして再キーイングの目的は、1つの初期キーの下で変換されるプレーンテキストのサイズを制限することです。
Re-keying can provide backward security only if previous key material is securely deleted after usage by all parties.
すべての関係者による使用後に以前のキーマテリアルが安全に削除された場合にのみ、キーの再生成によって後方セキュリティが提供されます。
This document has no IANA actions.
このドキュメントにはIANAアクションはありません。
[CMS] Housley, R., "Cryptographic Message Syntax (CMS)", STD 70, RFC 5652, DOI 10.17487/RFC5652, September 2009, <https://www.rfc-editor.org/info/rfc5652>.
[CMS] Housley、R。、「Cryptographic Message Syntax（CMS）」、STD 70、RFC 5652、DOI 10.17487 / RFC5652、2009年9月、<https://www.rfc-editor.org/info/rfc5652>。
[DTLS] Rescorla, E. and N. Modadugu, "Datagram Transport Layer Security Version 1.2", RFC 6347, DOI 10.17487/RFC6347, January 2012, <https://www.rfc-editor.org/info/rfc6347>.
[DTLS] Rescorla、E。およびN. Modadugu、「Datagram Transport Layer Security Version 1.2」、RFC 6347、DOI 10.17487 / RFC6347、2012年1月、<https://www.rfc-editor.org/info/rfc6347>。
[ESP] Kent, S., "IP Encapsulating Security Payload (ESP)", RFC 4303, DOI 10.17487/RFC4303, December 2005, <https://www.rfc-editor.org/info/rfc4303>.
[ESP]ケント、S。、「IPカプセル化セキュリティペイロード（ESP）」、RFC 4303、DOI 10.17487 / RFC4303、2005年12月、<https://www.rfc-editor.org/info/rfc4303>。
[GCM] Dworkin, M., "Recommendation for Block Cipher Modes of Operation: Galois/Counter Mode (GCM) and GMAC", NIST Special Publication 800-38D, DOI 10.6028/NIST.SP.800-38D, November 2007, <http://nvlpubs.nist.gov/nistpubs/Legacy/SP/ nistspecialpublication800-38d.pdf>.
[GCM] Dworkin、M。、「Block Cipher Modes of Operation：Galois / Counter Mode（GCM）and GMAC」、NIST Special Publication 800-38D、DOI 10.6028 / NIST.SP.800-38D、2007年11月、< http://nvlpubs.nist.gov/nistpubs/Legacy/SP/ nistspecialpublication800-38d.pdf>。
[MODES] Dworkin, M., "Recommendation for Block Cipher Modes of Operation: Methods and Techniques", NIST Special Publication 800-38A, DOI 10.6028/NIST.SP.800-38A, December 2001.
[モード] Dworkin、M。、「ブロック暗号操作モードの推奨：方法と手法」、NIST特別刊行物800-38A、DOI 10.6028 / NIST.SP.800-38A、2001年12月。
[NISTSP800-108] National Institute of Standards and Technology, "Recommendation for Key Derivation Using Pseudorandom Functions", NIST Special Publication 800-108, October 2009, <http://nvlpubs.nist.gov/nistpubs/Legacy/SP/ nistspecialpublication800-108.pdf>.
[NISTSP800-108]米国国立標準技術研究所、「疑似ランダム関数を使用したキー導出の推奨」、NIST特別刊行物800-108、2009年10月、<http://nvlpubs.nist.gov/nistpubs/Legacy/SP/ nistspecialpublication800 -108.pdf>。
[RFC2119] Bradner, S., "Key words for use in RFCs to Indicate Requirement Levels", BCP 14, RFC 2119, DOI 10.17487/RFC2119, March 1997, <https://www.rfc-editor.org/info/rfc2119>.
[RFC2119] Bradner、S。、「要件レベルを示すためにRFCで使用するキーワード」、BCP 14、RFC 2119、DOI 10.17487 / RFC2119、1997年3月、<https://www.rfc-editor.org/info/ rfc2119>。
[RFC4493] Song, JH., Poovendran, R., Lee, J., and T. Iwata, "The AES-CMAC Algorithm", RFC 4493, DOI 10.17487/RFC4493, June 2006, <https://www.rfc-editor.org/info/rfc4493>.
[RFC4493] Song、JH。、Poovendran、R.、Lee、J.、T。Iwata、「The AES-CMAC Algorithm」、RFC 4493、DOI 10.17487 / RFC4493、2006年6月、<https：//www.rfc -editor.org/info/rfc4493>。
[RFC5869] Krawczyk, H. and P. Eronen, "HMAC-based Extract-and-Expand Key Derivation Function (HKDF)", RFC 5869, DOI 10.17487/RFC5869, May 2010, <https://www.rfc-editor.org/info/rfc5869>.
[RFC5869] Krawczyk、H。およびP. Eronen、「HMACベースの抽出および拡張キー導出関数（HKDF）」、RFC 5869、DOI 10.17487 / RFC5869、2010年5月、<https：//www.rfc-editor .org / info / rfc5869>。
[RFC7836] Smyshlyaev, S., Ed., Alekseev, E., Oshkin, I., Popov, V., Leontiev, S., Podobaev, V., and D. Belyavsky, "Guidelines on the Cryptographic Algorithms to Accompany the Usage of Standards GOST R 34.10-2012 and GOST R 34.11-2012", RFC 7836, DOI 10.17487/RFC7836, March 2016, <https://www.rfc-editor.org/info/rfc7836>.
[RFC7836] Smyshlyaev、S.、Ed。、Alekseev、E.、Oshkin、I.、Popov、V.、Leontiev、S.、Podobaev、V。、およびD. Belyavsky、「暗号化アルゴリズムに関するガイドライン、それに伴う標準の使用GOST R 34.10-2012およびGOST R 34.11-2012 "、RFC 7836、DOI 10.17487 / RFC7836、2016年3月、<https://www.rfc-editor.org/info/rfc7836>。
[RFC8174] Leiba, B., "Ambiguity of Uppercase vs Lowercase in RFC 2119 Key Words", BCP 14, RFC 8174, DOI 10.17487/RFC8174, May 2017, <https://www.rfc-editor.org/info/rfc8174>.
[RFC8174] Leiba、B。、「RFC 2119キーワードの大文字と小文字のあいまいさ」、BCP 14、RFC 8174、DOI 10.17487 / RFC8174、2017年5月、<https://www.rfc-editor.org/info/ rfc8174>。
[SSH] Ylonen, T. and C. Lonvick, Ed., "The Secure Shell (SSH) Transport Layer Protocol", RFC 4253, DOI 10.17487/RFC4253, January 2006, <https://www.rfc-editor.org/info/rfc4253>.
[SSH] Ylonen、T。およびC. Lonvick、編、「The Secure Shell（SSH）Transport Layer Protocol」、RFC 4253、DOI 10.17487 / RFC4253、2006年1月、<https://www.rfc-editor.org / info / rfc4253>。
[TLS] Rescorla, E., "The Transport Layer Security (TLS) Protocol Version 1.3", RFC 8446, DOI 10.17487/RFC8446, August 2018, <https://www.rfc-editor.org/info/rfc8446>.
[TLS] Rescorla、E。、「トランスポート層セキュリティ（TLS）プロトコルバージョン1.3」、RFC 8446、DOI 10.17487 / RFC8446、2018年8月、<https://www.rfc-editor.org/info/rfc8446>。
[AAOS2017] Ahmetzyanova, L., Alekseev, E., Oshkin, I., and S. Smyshlyaev, "Increasing the Lifetime of Symmetric Keys for the GCM Mode by Internal Re-keying", Cryptology ePrint Archive, Report 2017/697, 2017, <https://eprint.iacr.org/2017/697.pdf>.
[AAOS2017] Ahmetzyanova、L.、Alekseev、E.、Oshkin、I。、およびS. Smyshlyaev、「内部再キーイングによるGCMモードの対称鍵の寿命の延長」、暗号ePrint Archive、レポート2017/697、 2017、<https://eprint.iacr.org/2017/697.pdf>。
[AbBell] Abdalla, M. and M. Bellare, "Increasing the Lifetime of a Key: A Comparative Analysis of the Security of Re-keying Techniques", ASIACRYPT 2000, Lecture Notes in Computer Science, Volume 1976, pp. 546-559, DOI 10.1007/3-540-44448-3_42, October 2000.
[AbBell] Abdalla、M。およびM. Bellare、「キーの寿命を延ばす：再キーイング技術のセキュリティの比較分析」、ASIACRYPT 2000、コンピュータサイエンスの講義ノート、1976年、pp。546-559 、DOI 10.1007 / 3-540-44448-3_42、2000年10月。
[AESDUKPT] American National Standards Institute, "Retail Financial Services Symmetric Key Management - Part 3: Derived Unique Key Per Transaction", ANSI X9.24-3-2017, October 2017.
[AESDUKPT] American National Standards Institute、「Retail Financial Services Symmetric Key Management-Part 3：Derived Unique Key Per Transaction」、ANSI X9.24-3-2017、2017年10月。
[FKK2005] Fu, K., Kamara, S., and T. Kohno, "Key Regression: Enabling Efficient Key Distribution for Secure Distributed Storage", November 2005, <https://homes.cs.washington.edu/ ~yoshi/papers/KR/NDSS06.pdf>.
[FKK2005] Fu、K.、Kamara、S。、およびT. Kono、「Key Regression：Enableing Efficient Key Distribution for Secure Distributed Storage」、2005年11月、<https://homes.cs.washington.edu/〜yoshi /papers/KR/NDSS06.pdf>。
[FPS2012] Faust, S., Pietrzak, K., and J. Schipper, "Practical Leakage-Resilient Symmetric Cryptography", Cryptographic Hardware and Embedded Systems (CHES), Lecture Notes in Computer Science, Volume 7428, pp. 213-232, DOI 10.1007/978-3-642-33027-8_13, 2012, <https://link.springer.com/content/ pdf/10.1007%2F978-3-642-33027-8_13.pdf>.
[FPS2012] Faust、S.、Pietrzak、K。、およびJ. Schipper、「実用的な漏れに強い対称暗号」、暗号ハードウェアおよび組み込みシステム（CHES）、コンピュータサイエンスの講義ノート、第7428巻、213〜232ページ、DOI 10.1007 / 978-3-642-33027-8_13、2012、<https://link.springer.com/content/ pdf / 10.1007％2F978-3-642-33027-8_13.pdf>。
[FRESHREKEYING] Dziembowski, S., Faust, S., Herold, G., Journault, A., Masny, D., and F. Standaert, "Towards Sound Fresh Re-Keying with Hard (Physical) Learning Problems", Cryptology ePrint Archive, Report 2016/573, June 2016, <https://eprint.iacr.org/2016/573>.
[FRESHREKEYING] Dziembowski、S.、Faust、S.、Herold、G.、Journault、A.、Masny、D。、およびF. Standaert、「ハード（物理的）学習問題による健全な新鮮な再キーイングに向けて」、暗号ePrint Archive、レポート2016 / 573、2016年6月、<https://eprint.iacr.org/2016/573>。
[GGM] Goldreich, O., Goldwasser, S., and S. Micali, "How to Construct Random Functions", Journal of the Association for Computing Machinery, Volume 33, No. 4, pp. 792-807, DOI 10.1145/6490.6503, October 1986, <https://dl.acm.org/citation.cfm?doid=6490.6503>.
[GGM] Goldreich、O.、Goldwasser、S。、およびS. Micali、「ランダム関数の作成方法」、Journal of the Association for Computing Machinery、Volume 33、No。4、pp。792-807、DOI 10.1145 / 6490.6503、1986年10月、<https://dl.acm.org/citation.cfm?doid=6490.6503>。
[KMNT2003] Kim, Y., Maino, F., Narasimha, M., and G. Tsudik, "Secure Group Services for Storage Area Networks", IEEE Communications Magazine 41, Number 8, pp. 92-99, DOI 10.1109/SISW.2002.1183514, August 2003, <https://ieeexplore.ieee.org/document/1183514>.
[KMNT2003] Kim、Y.、Maino、F.、Narasimha、M。、およびG. Tsudik、「Secure Area Services for Storage Area Networks」、IEEE Communications Magazine 41、Number 8、pp。92-99、DOI 10.1109 / SISW.2002.1183514、2003年8月、<https://ieeexplore.ieee.org/document/1183514>。
[LDC] Heys, H., "A Tutorial on Linear and Differential Cryptanalysis", 2001, <https://citeseerx.ist.psu.edu/ viewdoc/citations?doi=10.1.1.2.2759>.
[LDC] Heys、H。、「線形および微分暗号解読に関するチュートリアル」、2001、<https://citeseerx.ist.psu.edu/ viewdoc / citations？doi = 10.1.1.2.2759>。
[OWT] Joye, M. and S. Yen, "One-Way Cross-Trees and Their Applications", Public Key Cryptography (PKC), Lecture Notes in Computer Science, Volume 2274, DOI 10.1007/3-540-45664-3_25, February 2002, <https://link.springer.com/content/ pdf/10.1007%2F3-540-45664-3_25.pdf>.
[OWT] Joye、M。およびS. Yen、「一方向のクロスツリーとその応用」、公開鍵暗号（PKC）、Lecture Notes in Computer Science、Volume 2274、DOI 10.1007 / 3-540-45664-3_25 、2002年2月、<https://link.springer.com/content/ pdf / 10.1007％2F3-540-45664-3_25.pdf>。
[P3] Alexander, P., "Subject: [Cfrg] Dynamic Key Changes on Encrypted Sessions. - Draft I-D Attached", message to the CFRG mailing list, 4 November 2017, <https://mailarchive.ietf.org/arch/msg/cfrg/ ecTR3Hb-DFfrPCVmY0ghyYOEcxU>.
[P3] Alexander、P。、「件名：[Cfrg]暗号化されたセッションでの動的キーの変更。添付されたドラフトID」、CFRGメーリングリストへのメッセージ、2017年11月4日、<https://mailarchive.ietf.org/arch / msg / cfrg / ecTR3Hb-DFfrPCVmY0ghyYOEcxU>。
[Pietrzak2009] Pietrzak, K., "A Leakage-Resilient Mode of Operation", EUROCRYPT 2009, Lecture Notes in Computer Science, Volume 5479, pp. 462-482, DOI 10.1007/978-3-642-01001-9_27, April 2009, <https://iacr.org/archive/eurocrypt2009/ 54790461/54790461.pdf>.
[Pietrzak2009] Pietrzak、K。、「A Leakage-Resilient Mode of Operation」、EUROCRYPT 2009、Lecture Notes in Computer Science、Volume 5479、pp。462-482、DOI 10.1007 / 978-3-642-01001-9_27、April 2009、<https://iacr.org/archive/eurocrypt2009/ 54790461 / 54790461.pdf>。
[SIGNAL] Perrin, T., Ed. and M. Marlinspike, "The Double Ratchet Algorithm", November 2016, <https://signal.org/docs/ specifications/doubleratchet/doubleratchet.pdf>.
[信号]ペリン、T。、エド。 M. Marlinspike、「ダブルラチェットアルゴリズム」、2016年11月、<https://signal.org/docs/specifications/doubleratchet/doubleratchet.pdf>。
[Sweet32] Bhargavan, K. and G. Leurent, "On the Practical (In-)Security of 64-bit Block Ciphers: Collision Attacks on HTTP over TLS and OpenVPN", Proceedings of the 2016 ACM SIGSAC Conference on Computer and Communications Security, pp. 456-467, DOI 10.1145/2976749.2978423, October 2016, <https://sweet32.info/SWEET32_CCS16.pdf>.
[Sweet32] Bhargavan、K。およびG. Leurent、「64ビットブロック暗号の実用的な（イン）セキュリティについて：TLSおよびOpenVPNを介したHTTPに対する衝突攻撃」、コンピューターと通信のセキュリティに関する2016 ACM SIGSAC会議の議事録、pp。456-467、DOI 10.1145 / 2976749.2978423、2016年10月、<https://sweet32.info/SWEET32_CCS16.pdf>。
[TAHA] Taha, M. and P. Schaumont, "Key Updating for Leakage Resiliency With Application to AES Modes of Operation", IEEE Transactions on Information Forensics and Security, DOI 10.1109/TIFS.2014.2383359, December 2014, <http://ieeexplore.ieee.org/document/6987331/>.
[TAHA] Taha、M。、およびP. Schaumont、「AES動作モードへのアプリケーションを使用した漏洩耐性の主要な更新」、IEEE Transactions on Information Forensics and Security、DOI 10.1109 / TIFS.2014.2383359、2014年12月、<http：// ieeexplore.ieee.org/document/6987331/>。
[TEMPEST] Ramsay, C. and J. Lohuis, "TEMPEST attacks against AES. Covertly stealing keys for 200 euro", June 2017, <https://www.fox-it.com/en/wp-content/uploads/sites/11/ Tempest_attacks_against_AES.pdf>.
[テンペスト] C.ラムジーとJ.ロフイ、「AESに対するテンペスト攻撃。200ユーロで秘密裏にキーを盗む」、2017年6月、<https://www.fox-it.com/en/wp-content/uploads/ sites / 11 / Tempest_attacks_against_AES.pdf>。
[U2F] Chang, D., Mishra, S., Sanadhya, S., and A. Singh, "On Making U2F Protocol Leakage-Resilient via Re-keying", Cryptology ePrint Archive, Report 2017/721, August 2017, <https://eprint.iacr.org/2017/721.pdf>.
[U2F] Chang、D.、Mishra、S.、Sanadhya、S。、およびA. Singh、「On Keying U2F Protocol Leakage-Resilient via Re-keying」、Cryptology ePrint Archive、レポート2017 / 721、2017年8月、< https://eprint.iacr.org/2017/721.pdf>。
External re-keying with a parallel construction based on AES-256
****************************************************************
k = 256
t = 128
Initial key: 00 01 02 03 04 05 06 07 08 09 0A 0B 0C 0D 0E 0F 0F 0E 0D 0C 0B 0A 09 08 07 06 05 04 03 02 01 00
初期キー：00 01 02 03 04 05 06 07 08 09 0A 0B 0C 0D 0E 0F 0F 0E 0D 0C 0B 0A 09 08 07 06 05 04 03 02 01 00
K^1: 51 16 8A B6 C8 A8 38 65 54 85 31 A5 D2 BA C3 86 64 7D 5C D5 1C 3D 62 98 BC 09 B1 D8 64 EC D9 B1
K ^ 1：51 16 8A B6 C8 A8 38 65 54 85 31 A5 D2 BA C3 86 64 7D 5C D5 1C 3D 62 98 BC 09 B1 D8 64 EC D9 B1
K^2: 6F ED F5 D3 77 57 48 75 35 2B 5F 4D B6 5B E0 15 B8 02 92 32 D8 D3 8D 73 FE DC DD C6 C8 36 78 BD
K ^ 2：6F ED F5 D3 77 57 48 75 35 2B 5F 4D B6 5B E0 15 B8 02 92 32 D8 D3 8D 73 FE DC DD C6 C8 36 78 BD
K^3: B6 40 24 85 A4 24 BD 35 B4 26 43 13 76 26 70 B6 5B F3 30 3D 3B 20 EB 14 D1 3B B7 91 74 E3 DB EC
^ ^з：Бш40 24 85Ач24БД35Бч26чз13щш26 70Бш5БФз30ЗДЗБ20Б14Д1ЗББщ91 74 E3 DB EC
...
。。。
K^126: 2F 3F 15 1B 53 88 23 CD 7D 03 FC 3D FD B3 57 5E 23 E4 1C 4E 46 FF 6B 33 34 12 27 84 EF 5D 82 23
K ^ 126：2F 3F 15 1B 53 88 23 CD 7D 03 FC 3D FD B3 57 5E 23 E4 1C 4E 46 FF 6B 33 34 12 27 84 EF 5D 82 23
K^127: 8E 51 31 FB 0B 64 BB D0 BC D4 C5 7B 1C 66 EF FD 97 43 75 10 6C AF 5D 5E 41 E0 17 F4 05 63 05 ED
K ^ 127：8E 51 31 FB 0B 64 BB D0 BC D4 C5 7B 1C 66 EF FD 97 43 75 10 6C AF 5D 5E 41 E0 17 F4 05 63 05 ED
K^128: 77 4F BF B3 22 60 C5 3B A3 8E FE B1 96 46 76 41 94 49 AF 84 2D 84 65 A7 F4 F7 2C DC A4 9D 84 F9
K ^ 128：77 4F BF B3 22 60 C5 3B A3 8E FE B1 96 46 76 41 94 49 AF 84 2D 84 65 A7 F4 F7 2C DC A4 9D 84 F9
External re-keying with a parallel construction based on SHA-256
****************************************************************
k = 256
t = 128
label: SHA2label Initial key: 00 01 02 03 04 05 06 07 08 09 0A 0B 0C 0D 0E 0F 0F 0E 0D 0C 0B 0A 09 08 07 06 05 04 03 02 01 00
ラベル：SHA2ラベル初期キー：00 01 02 03 04 05 06 07 08 09 0A 0B 0C 0D 0E 0F 0F 0E 0D 0C 0B 0A 09 08 07 06 05 04 03 02 01 00
K^1: C1 A1 4C A0 30 29 BE 43 9F 35 3C 79 1A 51 48 57 26 7A CD 5A E8 7D E7 D1 B2 E2 C7 AF A4 29 BD 35
K ^ 1：C1 A1 4C A0 30 29 BE 43 9F 35 3C 79 1A 51 48 57 26 7A CD 5A E8 7D E7 D1 B2 E2 C7 AF A4 29 BD 35
K^2: 03 68 BB 74 41 2A 98 ED C4 7B 94 CC DF 9C F4 9E A9 B8 A9 5F 0E DC 3C 1E 3B D2 59 4D D1 75 82 D4
K ^ 2：03 68 BB 74 41 2A 98 ED C4 7B 94 CC DF 9C F4 9E A9 B8 A9 5F 0E DC 3C 1E 3B D2 59 4D D1 75 82 D4
K^3: 2F D3 68 D3 A7 8F 91 E6 3B 68 DC 2B 41 1D AC 80 0A C3 14 1D 80 26 3E 61 C9 0D 24 45 2A BD B1 AE
K ^ p：2F D3 68 D3 A7 8F 91 E6 3B 68 DC 2B 41 1D AC 80 0A C3 14 1D 80 26 3E 61 C9 0D 24 45 2A BD B1 AE
...
。。。
K^126: 55 AC 2B 25 00 78 3E D4 34 2B 65 0E 75 E5 8B 76 C8 04 E9 D3 B6 08 7D C0 70 2A 99 A4 B5 85 F1 A1
K ^ 126：55 AC 2B 25 00 78 3E D4 34 2B 65 0E 75 E5 8B 76 C8 04 E9 D3 B6 08 7D C0 70 2A 99 A4 B5 85 F1 A1
K^127: 77 4D 15 88 B0 40 90 E5 8C 6A D7 5D 0F CF 0A 4A 6C 23 F1 B3 91 B1 EF DF E5 77 64 CD 09 F5 BC AF
K ^ 127：77 4D 15 88 B0 40 90 E5 8C 6A D7 5D 0F CF 0A 4A 6C 23 F1 B3 91 B1 EF DF E5 77 64 CD 09 F5 BC AF
K^128: E5 81 FF FB 0C 90 88 CD E5 F4 A5 57 B6 AB D2 2E 94 C3 42 06 41 AB C1 72 66 CC 2F 59 74 9C 86 B3
K ^ 128：E5 81 FF FB 0C 90 88 CD E5 F4 A5 57 B6 AB D2 2E 94 C3 42 06 41 AB C1 72 66 CC 2F 59 74 9C 86 B3
External re-keying with a serial construction based on AES-256
**************************************************************
AES 256 examples:
k = 256
t = 128
Initial key: 00 01 02 03 04 05 06 07 08 09 0A 0B 0C 0D 0E 0F 0F 0E 0D 0C 0B 0A 09 08 07 06 05 04 03 02 01 00
初期キー：00 01 02 03 04 05 06 07 08 09 0A 0B 0C 0D 0E 0F 0F 0E 0D 0C 0B 0A 09 08 07 06 05 04 03 02 01 00
K*_1: 00 01 02 03 04 05 06 07 08 09 0A 0B 0C 0D 0E 0F 0F 0E 0D 0C 0B 0A 09 08 07 06 05 04 03 02 01 00 K^1: 66 B8 BD E5 90 6C EC DF FA 8A B2 FD 92 84 EB F0 51 16 8A B6 C8 A8 38 65 54 85 31 A5 D2 BA C3 86
K * _1：00 01 02 03 04 05 06 07 08 09 0A 0B 0C 0D 0E 0F 0F 0E 0D 0C 0B 0A 09 08 07 06 05 04 03 02 01 00 K ^ 1：66 B8 BD E5 90 6C EC DF FA 8A B2 FD 92 84 EB F0 51 16 8A B6 C8 A8 38 65 54 85 31 A5 D2 BA C3 86
K*_2: 64 7D 5C D5 1C 3D 62 98 BC 09 B1 D8 64 EC D9 B1 6F ED F5 D3 77 57 48 75 35 2B 5F 4D B6 5B E0 15
K * _2：64 7D 5C D5 1C 3D 62 98 BC 09 B1 D8 64 EC D9 B1 6F ED F5 D3 77 57 48 75 35 2B 5F 4D B6 5B E0 15
K^2: 66 B8 BD E5 90 6C EC DF FA 8A B2 FD 92 84 EB F0 51 16 8A B6 C8 A8 38 65 54 85 31 A5 D2 BA C3 86
K ^ a：66 B8 BD E5 90 6C EC DF FA 8A B2 FD 92 84 EB F0 51 16 8A B6 C8 A8 38 65 54 85 31 A5 D2 BA C3 86
K*_3: 64 7D 5C D5 1C 3D 62 98 BC 09 B1 D8 64 EC D9 B1 6F ED F5 D3 77 57 48 75 35 2B 5F 4D B6 5B E0 15
K * _3：64 7D 5C D5 1C 3D 62 98 BC 09 B1 D8 64 EC D9 B1 6F ED F5 D3 77 57 48 75 35 2B 5F 4D B6 5B E0 15
K^3: 66 B8 BD E5 90 6C EC DF FA 8A B2 FD 92 84 EB F0 51 16 8A B6 C8 A8 38 65 54 85 31 A5 D2 BA C3 86
K ^ p：66 B8 BD E5 90 6C EC DF FA 8A B2 FD 92 84 EB F0 51 16 8A B6 C8 A8 38 65 54 85 31 A5 D2 BA C3 86
...
。。。
K*_126: 64 7D 5C D5 1C 3D 62 98 BC 09 B1 D8 64 EC D9 B1 6F ED F5 D3 77 57 48 75 35 2B 5F 4D B6 5B E0 15
K * _126：64 7D 5C D5 1C 3D 62 98 BC 09 B1 D8 64 EC D9 B1 6F ED F5 D3 77 57 48 75 35 2B 5F 4D B6 5B E0 15
K^126: 66 B8 BD E5 90 6C EC DF FA 8A B2 FD 92 84 EB F0 51 16 8A B6 C8 A8 38 65 54 85 31 A5 D2 BA C3 86
K ^ 126：66 B8 BD E5 90 6C EC DF FA 8A B2 FD 92 84 EB F0 51 16 8A B6 C8 A8 38 65 54 85 31 A5 D2 BA C3 86
K*_127: 64 7D 5C D5 1C 3D 62 98 BC 09 B1 D8 64 EC D9 B1 6F ED F5 D3 77 57 48 75 35 2B 5F 4D B6 5B E0 15
K * _127：64 7D 5C D5 1C 3D 62 98 BC 09 B1 D8 64 EC D9 B1 6F ED F5 D3 77 57 48 75 35 2B 5F 4D B6 5B E0 15
K^127: 66 B8 BD E5 90 6C EC DF FA 8A B2 FD 92 84 EB F0 51 16 8A B6 C8 A8 38 65 54 85 31 A5 D2 BA C3 86
K ^ 127：66 B8 BD E5 90 6C EC DF FA 8A B2 FD 92 84 EB F0 51 16 8A B6 C8 A8 38 65 54 85 31 A5 D2 BA C3 86
K*_128: 64 7D 5C D5 1C 3D 62 98 BC 09 B1 D8 64 EC D9 B1 6F ED F5 D3 77 57 48 75 35 2B 5F 4D B6 5B E0 15
K * _128：64 7D 5C D5 1C 3D 62 98 BC 09 B1 D8 64 EC D9 B1 6F ED F5 D3 77 57 48 75 35 2B 5F 4D B6 5B E0 15
K^128:
66 B8 BD E5 90 6C EC DF FA 8A B2 FD 92 84 EB F0
51 16 8A B6 C8 A8 38 65 54 85 31 A5 D2 BA C3 86
External re-keying with a serial construction based on SHA-256
**************************************************************
k = 256
t = 128
Initial key: 00 01 02 03 04 05 06 07 08 09 0A 0B 0C 0D 0E 0F 0F 0E 0D 0C 0B 0A 09 08 07 06 05 04 03 02 01 00
初期キー：00 01 02 03 04 05 06 07 08 09 0A 0B 0C 0D 0E 0F 0F 0E 0D 0C 0B 0A 09 08 07 06 05 04 03 02 01 00
label1: SHA2label1
label1：SHA2label1
label2: SHA2label2
label2：SHA2label2
K*_1: 00 01 02 03 04 05 06 07 08 09 0A 0B 0C 0D 0E 0F 0F 0E 0D 0C 0B 0A 09 08 07 06 05 04 03 02 01 00
K * _1：00 01 02 03 04 05 06 07 08 09 0A 0B 0K 0D 0E 0F 0F 0E 0D 0K 0B 0A 09 08 07 06 05 04 03 02 01 00
K^1: 2D A8 D1 37 6C FD 52 7F F7 36 A4 E2 81 C6 0A 9B F3 8E 66 97 ED 70 4F B5 FB 10 33 CC EC EE D5 EC
K ^ 1：2D A8 D1 37 6C FD 52 7F F7 36 A4 E2 81 C6 0A 9B F3 8E 66 97 ED 70 4F B5 FB 10 33 CC EC EE D5 EC
K*_2: 14 65 5A D1 7C 19 86 24 9B D3 56 DF CC BE 73 6F 52 62 4A 9D E3 CC 40 6D A9 48 DA 5C D0 68 8A 04
K * _2：14 65 5A D1 7C 19 86 24 9B D3 56 DF CC BE 73 6F 52 62 4A 9D E3 CC 40 6D A9 48 DA 5C D0 68 8A 04
K^2: 2F EA 8D 57 2B EF B8 89 42 54 1B 8C 1B 3F 8D B1 84 F9 56 C7 FE 01 11 99 1D FB 98 15 FE 65 85 CF
K ^ a：2F EA 8D 57 2B EF B8 89 42 54 1B 8C 1B 3F 8D B1 84 F9 56 C7 FE 01 11 99 1D FB 98 15 FE 65 85 CF
K*_3: 18 F0 B5 2A D2 45 E1 93 69 53 40 55 43 70 95 8D 70 F0 20 8C DF B0 5D 67 CD 1B BF 96 37 D3 E3 EB
K * _3：18 F0 B5 2A D2 45 E1 93 69 53 40 55 43 70 95 8D 70 F0 20 8C DF B0 5D 67 CD 1B BF 96 37 D3 E3 EB
K^3: 53 C7 4E 79 AE BC D1 C8 24 04 BF F6 D7 B1 AC BF F9 C0 0E FB A8 B9 48 29 87 37 E1 BA E7 8F F7 92
K ^ 3：53 C7 4E 79 AE BC BC D1 C8 24 04 BF F6 D7 B1 AC BF F9 C0 0E FB A8 B9 48 29 87 37 E1 BA E7 8F F7 92
...
。。。
K*_126: A3 6D BF 02 AA 0B 42 4A F2 C0 46 52 68 8B C7 E6 5E F1 62 C3 B3 2F DD EF E4 92 79 5D BB 45 0B CA
K * _126：A3 6D BF 02 AA 0B 42 4A F2 C0 46 52 68 8B C7 E6 5E F1 62 C3 B3 2F DD EF E4 92 79 5D BB 45 0B CA
K^126: 6C 4B D6 22 DC 40 48 0F 29 C3 90 B8 E5 D7 A7 34 23 4D 34 65 2C CE 4A 76 2C FE 2A 42 C8 5B FE 9A K*_127: 84 5F 49 3D B8 13 1D 39 36 2B BE D3 74 8F 80 A1 05 A7 07 37 BA 15 72 E0 73 49 C2 67 5D 0A 28 A1
K ^ 126：6C 4B D6 22 DC 40 48 0F 29 C3 90 B8 E5 D7 A7 34 23 4D 34 65 2C CE 4A 76 2C FE 2A 42 C8 5B FE 9A K * _127：84 5F 49 3D B8 13 1D 39 36 2B BE D3 74 8F 80 A1 05 A7 07 37 BA 15 72 E0 73 49 C2 67 5D 0A 28 A1
K^127: 57 F0 BD 5A B8 2A F3 6B 87 33 CF F7 22 62 B4 D0 F0 EE EF E1 50 74 E5 BA 13 C1 23 68 87 36 29 A2
K ^ 127：57 F0 BD 5A B8 2A F3 6B 87 33 CF F7 22 62 B4 D0 F0 EE EF E1 50 74 E5 BA 13 C1 23 68 87 36 29 A2
K*_128: 52 F2 0F 56 5C 9C 56 84 AF 69 AD 45 EE B8 DA 4E 7A A6 04 86 35 16 BA 98 E4 CB 46 D2 E8 9A C1 09
K * _128：52 F2 0F 56 5C 9C 56 84 AF 69 AD 45 EE B8 DA 4E 7A A6 04 86 35 16 BA 98 E4 CB 46 D2 E8 9A C1 09
K^128: 9B DD 24 7D F3 25 4A 75 E0 22 68 25 68 DA 9D D5 C1 6D 2D 2B 4F 3F 1F 2B 5E 99 82 7F 15 A1 4F A4
K ^ 128：9B DD 24 7D F3 25 4A 75 E0 22 68 25 68 DA 9D D5 C1 6D 2D 2B 4F 3F 1F 2B 5E 99 82 7F 15 A1 4F A4
CTR-ACPKM mode with AES-256
***************************
k = 256
n = 128
c = 64
N = 256
Initial key K: 00000: 88 99 AA BB CC DD EE FF 00 11 22 33 44 55 66 77 00010: FE DC BA 98 76 54 32 10 01 23 45 67 89 AB CD EF
初期キーK：00000：88 99 AA BB CC DD EE FF 00 11 22 33 44 55 66 77 00010：FE DC BA 98 76 54 32 10 01 23 45 67 89 AB CD EF
Plaintext P: 00000: 11 22 33 44 55 66 77 00 FF EE DD CC BB AA 99 88 00010: 00 11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00020: 11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 00030: 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 00040: 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22 00050: 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22 33 00060: 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22 33 44
平文P：00000：11 22 33 44 55 66 77 00 FF EE DD CC BB AA 99 88 00010：00 11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00020：11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 00030：22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 00040：33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22 00050：44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22 33 00060：55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22 33 44
ICN: 12 34 56 78 90 AB CE F0 A1 B2 C3 D4 E5 F0 01 12 23 34 45 56 67 78 89 90 12 13 14 15 16 17 18 19
ICN：12 34 56 78 90 AB CE F0 A1 B2 C3 D4 E5 F0 01 12 23 34 45 56 67 78 89 90 12 13 14 15 16 17 18 19
D_1: 00000: 80 81 82 83 84 85 86 87 88 89 8A 8B 8C 8D 8E 8F D_2: 00000: 90 91 92 93 94 95 96 97 98 99 9A 9B 9C 9D 9E 9F
D_1：000000：80 81 82 83 84 85 86 87 88 89 Dip Dip Qas対Dip Dip：000 000：90 91 92 93 94 95 96 97 98 p。
Section_1
セクション_1
Section key K^1: 00000: 88 99 AA BB CC DD EE FF 00 11 22 33 44 55 66 77 00010: FE DC BA 98 76 54 32 10 01 23 45 67 89 AB CD EF
セクションキーK ^ 1：00000：88 99 AA BB CC DD EE FF 00 11 22 33 44 55 66 77 00010：FE DC BA 98 76 54 32 10 01 23 45 67 89 AB CD EF
Input block CTR_1: 00000: 12 34 56 78 90 AB CE F0 00 00 00 00 00 00 00 00
入力ブロックCTR_1：00000：12 34 56 78 90 AB CE F0 00 00 00 00 00 00 00 00
Output block G_1: 00000: FD 7E F8 9A D9 7E A4 B8 8D B8 B5 1C 1C 9D 6D D0
出力ブロックG_1：00000：FD 7E F8 9A D9 7E A4 B8 8D B8 B5 1C 1C 9D 6D D0
Input block CTR_2: 00000: 12 34 56 78 90 AB CE F0 00 00 00 00 00 00 00 01
入力ブロックCTR_2：00000：12 34 56 78 90 AB CE F0 00 00 00 00 00 00 00 01
Output block G_2: 00000: 19 98 C5 71 76 37 FB 17 11 E4 48 F0 0C 0D 60 B2
出力ブロックG_2：00000：19 98 C5 71 76 37 FB 17 11 E4 48 F0 0C 0D 60 B2
Section_2
第2節
Section key K^2: 00000: F6 80 D1 21 2F A4 3D F4 EC 3A 91 DE 2A B1 6F 1B 00010: 36 B0 48 8A 4F C1 2E 09 98 D2 E4 A8 88 E8 4F 3D
セクションキーK ^ 2：00000：F6 80 D1 21 2F A4 3D F4 EC 3A 91 DE 2A B1 6F 1B 00010：36 B0 48 8A 4F C1 2E 09 98 D2 E4 A8 88 E8 4F 3D
Input block CTR_3: 00000: 12 34 56 78 90 AB CE F0 00 00 00 00 00 00 00 02
入力ブロックCTR_3：00000：12 34 56 78 90 AB CE F0 00 00 00 00 00 00 00 02
Output block G_3: 00000: E4 88 89 4F B6 02 87 DB 77 5A 07 D9 2C 89 46 EA
出力ブロックG_3：00000：E4 88 89 4F B6 02 87 DB 77 5A 07 D9 2C 89 46 EA
Input block CTR_4: 00000: 12 34 56 78 90 AB CE F0 00 00 00 00 00 00 00 03
入力ブロックCTR_4：00000：12 34 56 78 90 AB CE F0 00 00 00 00 00 00 00 03
Output block G_4: 00000: BC 4F 87 23 DB F0 91 50 DD B4 06 C3 1D A9 7C A4
出力ブロックG_4：00000：BC 4F 87 23 DB F0 91 50 DD B4 06 C3 1D A9 7C A4
Section_3
セクション3
Section key K^3: 00000: 8E B9 7E 43 27 1A 42 F1 CA 8E E2 5F 5C C7 C8 3B 00010: 1A CE 9E 5E D0 6A A5 3B 57 B9 6A CF 36 5D 24 B8
セクションキーK ^ 3：00000：8E B9 7E 43 27 1A 42 F1 CA 8E E2 5F 5C C7 C8 3B 00010：1A CE 9E 5E D0 6A A5 3B 57 B9 6A CF 36 5D 24 B8
Input block CTR_5: 00000: 12 34 56 78 90 AB CE F0 00 00 00 00 00 00 00 04 Output block G_5: 00000: 68 6F 22 7D 8F B2 9C BD 05 C8 C3 7D 22 FE 3B B7
入力ブロックCTR_5：00000：12 34 56 78 90 AB CE F0 00 00 00 00 00 00 00 04出力ブロックG_5：00000：68 6F 22 7D 8F B2 9C BD 05 C8 C3 7D 22 FE 3B B7
Input block CTR_6: 00000: 12 34 56 78 90 AB CE F0 00 00 00 00 00 00 00 05
入力ブロックCTR_6：00000：12 34 56 78 90 AB CE F0 00 00 00 00 00 00 00 05
Output block G_6: 00000: C0 1B F9 7F 75 6E 12 2F 80 59 55 BD DE 2D 45 87
出力ブロックG_6：00000：C0 1B F9 7F 75 6E 12 2F 80 59 55 BD DE 2D 45 87
Section_4
セクション4
Section key K^4: 00000: C5 71 6C C9 67 98 BC 2D 4A 17 87 B7 8A DF 94 AC 00010: E8 16 F8 0B DB BC AD 7D 60 78 12 9C 0C B4 02 F5
セクションキーK ^ 4：00000：C5 71 6C C9 67 98 BC 2D 4A 17 87 B7 8A DF 94 AC 00010：E8 16 F8 0B DB BC AD 7D 60 78 12 9C 0C B4 02 F5
Block number 7:
ブロック番号7：
Input block CTR_7: 00000: 12 34 56 78 90 AB CE F0 00 00 00 00 00 00 00 06
入力ブロックCTR_7：00000：12 34 56 78 90 AB CE F0 00 00 00 00 00 00 00 06
Output block G_7: 00000: 03 DE 34 74 AB 9B 65 8A 3B 54 1E F8 BD 2B F4 7D
出力ブロックG_7：00000：03 DE 34 74 AB 9B 65 8A 3B 54 1E F8 BD 2B F4 7D
The result G = G_1 | G_2 | G_3 | G_4 | G_5 | G_6 | G_7: 00000: FD 7E F8 9A D9 7E A4 B8 8D B8 B5 1C 1C 9D 6D D0 00010: 19 98 C5 71 76 37 FB 17 11 E4 48 F0 0C 0D 60 B2 00020: E4 88 89 4F B6 02 87 DB 77 5A 07 D9 2C 89 46 EA 00030: BC 4F 87 23 DB F0 91 50 DD B4 06 C3 1D A9 7C A4 00040: 68 6F 22 7D 8F B2 9C BD 05 C8 C3 7D 22 FE 3B B7 00050: C0 1B F9 7F 75 6E 12 2F 80 59 55 BD DE 2D 45 87 00060: 03 DE 34 74 AB 9B 65 8A 3B 54 1E F8 BD 2B F4 7D
結果G = G_1 | G_2 | G_3 | G_4 | G_5 | G_6 | G_7：00000：FD 7E F8 9A D9 7E A4 B8 8D B8 B5 1C 1C 9D 6D D0 00010：19 98 C5 71 76 37 FB 17 11 E4 48 F0 0C 0D 60 B2 00020：E4 88 89 4F B6 02 87 DB 77 5A 07 D9 2C 89 46 EA 00030：BC 4F 87 23 DB F0 91 50 DD B4 06 C3 1D A9 7C A4 00040：68 6F 22 7D 8F B2 9C BD 05 C8 C3 7D 22 FE 3B B7 00050：C0 1B F9 7F 75 6E 12 2F 80 59 55 BD DE 2D 45 87 00060：03 DE 34 74 AB 9B 65 8A 3B 54 1E F8 BD 2B F4 7D
The result ciphertext C = P (xor) MSB_{|P|}(G):
00000: EC 5C CB DE 8C 18 D3 B8 72 56 68 D0 A7 37 F4 58
00010: 19 89 E7 42 32 62 9D 60 99 7D E2 4B C0 E3 9F B8
00020: F5 AA BA 0B E3 64 F0 53 EE F0 BC 15 C2 76 4C EA
00030: 9E 7C C3 76 BD 87 19 C9 77 0F CA 2D E2 A3 7C B5
00040: 5B 2B 77 1B F8 3A 05 17 BE 04 2D 82 28 FE 2A 95
00050: 84 4E 9F 08 FD F7 B8 94 4C B7 AA B7 DE 3C 67 B4
00060: 56 B8 43 FC 32 31 DE 46 D5 AB 14 F8 AC 09 C7 39
GCM-ACPKM mode with AES-128
***************************
k = 128
n = 128
c = 32
N = 256
Initial key K: 00000: 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00
初期キーK：00000：00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00
Additional data A: 00000: 11 22 33
追加データA：00000：11 22 33
Plaintext: 00000: 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00010: 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00020: 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00
平文：00000：00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 000010 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00020：00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00
ICN: 00000: 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00
ICN：00000：00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00
Number of sections: 2
セクション数：2
Section key K^1: 00000: 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00
セクションキーK ^ 1：00000：00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00
Section key K^2: 00000: 15 1A 9F B0 B6 AC C5 97 6A FB 50 31 D1 DE C8 41
セクションキーK ^ 2：00000：15 1A 9F B0 B6 AC C5 97 6A FB 50 31 D1 DE C8 41
Encrypted GCTR_1 | GCTR_2 | GCTR_3: 00000: 03 88 DA CE 60 B6 A3 92 F3 28 C2 B9 71 B2 FE 78 00010: F7 95 AA AB 49 4B 59 23 F7 FD 89 FF 94 8B C1 E0 00020: D6 B3 12 46 E9 CE 9F F1 3A B3 42 7E E8 91 96 AD
暗号化されたGCTR_1 | GCTR_2 | GCTR_3：00000：03 88 DA CE 60 B6 A3 92 F3 28 C2 B9 71 B2 FE 78 00010：F7 95 AA AB 49 4B 59 23 F7 FD 89 FF 94 8B C1 E0 00020：D6 B3 12 46 E9 CE 9F F1 3A B3 42 7E E8 91 96 AD
Ciphertext C: 00000: 03 88 DA CE 60 B6 A3 92 F3 28 C2 B9 71 B2 FE 78 00010: F7 95 AA AB 49 4B 59 23 F7 FD 89 FF 94 8B C1 E0 00020: D6 B3 12 46 E9 CE 9F F1 3A B3 42 7E E8 91 96 AD
暗号文C：00000：03 88 DA CE 60 B6 A3 92 F3 28 C2 B9 71 B2 FE 78 00010：F7 95 AA AB 49 4B 59 23 F7 FD 89 FF 94 8B C1 E0 00020：D6 B3 12 46 E9 CE 9F F1 3A B3 42 7E E8 91 96 AD
GHASH input: 00000: 11 22 33 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00010: 03 88 DA CE 60 B6 A3 92 F3 28 C2 B9 71 B2 FE 78 00020: F7 95 AA AB 49 4B 59 23 F7 FD 89 FF 94 8B C1 E0 00030: D6 B3 12 46 E9 CE 9F F1 3A B3 42 7E E8 91 96 AD 00040: 00 00 00 00 00 00 00 18 00 00 00 00 00 00 01 80
GHASH入力：00000：11 22 33 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00010：03 88 DA CE 60 B6 A3 92 F3 28 C2 B9 71 B2 FE 78 00020：F7 95 AA AB 49 4B 59 23 F7 FD 89 FF 94 8B C1 E0 00030：D6 B3 12 46 E9 CE 9F F1 3A B3 42 7E E8 91 96 AD 00040：00 00 00 00 00 00 00 18 00 00 00 00 00 00 01 80
GHASH output S: 00000: E8 ED E9 94 9A DD 55 30 B0 F4 4E F5 00 FC 3E 3C Authentication tag T: 00000: B0 0F 15 5A 60 A3 65 51 86 8B 53 A2 A4 1B 7B 66
GHASH出力S：00000：E8 ED E9 94 9A DD 55 30 B0 F4 4E F5 00 FC 3E 3C認証タグT：00000：B0 0F 15 5A 60 A3 65 51 86 8B 53 A2 A4 1B 7B 66
The result C | T: 00000: 03 88 DA CE 60 B6 A3 92 F3 28 C2 B9 71 B2 FE 78 00010: F7 95 AA AB 49 4B 59 23 F7 FD 89 FF 94 8B C1 E0 00020: D6 B3 12 46 E9 CE 9F F1 3A B3 42 7E E8 91 96 AD 00030: B0 0F 15 5A 60 A3 65 51 86 8B 53 A2 A4 1B 7B 66
結果C | T：00000：03 88 DA CE 60 B6 A3 92 F3 28 C2 B9 71 B2 FE 78 00010：F7 95 AA AB 49 4B 59 23 F7 FD 89 FF 94 8B C1 E0 00020：D6 B3 12 46 E9 CE 9F F1 3A B3 42 7E E8 91 96 AD 00030：B0 0F 15 5A 60 A3 65 51 86 8B 53 A2 A4 1B 7B 66
CTR-ACPKM-Master mode with AES-256
**********************************
k = 256
n = 128
c for CTR-ACPKM mode = 64
c for CTR-ACPKM-Master mode = 64
N = 256
T* = 512
Initial key K: 00000: 88 99 AA BB CC DD EE FF 00 11 22 33 44 55 66 77 00010: FE DC BA 98 76 54 32 10 01 23 45 67 89 AB CD EF
初期キーK：00000：88 99 AA BB CC DD EE FF 00 11 22 33 44 55 66 77 00010：FE DC BA 98 76 54 32 10 01 23 45 67 89 AB CD EF
Initial vector ICN: 00000: 12 34 56 78 90 AB CE F0 A1 B2 C3 D4 E5 F0 01 12
初期ベクトルICN：00000：12 34 56 78 90 AB CE F0 A1 B2 C3 D4 E5 F0 01 12
Plaintext P: 00000: 11 22 33 44 55 66 77 00 FF EE DD CC BB AA 99 88 00010: 00 11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00020: 11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 00030: 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 00040: 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22 00050: 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22 33 00060: 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22 33 44
平文P：00000：11 22 33 44 55 66 77 00 FF EE DD CC BB AA 99 88 00010：00 11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00020：11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 00030：22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 00040：33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22 00050：44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22 33 00060：55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22 33 44
K^1 | K^2 | K^3 | K^4:
00000: 9F 10 BB F1 3A 79 FB BD 4A 4C A8 64 C4 90 74 64
00010: 39 FE 50 6D 4B 86 9B 21 03 A3 B6 A4 79 28 3C 60
00020: 77 91 17 50 E0 D1 77 E5 9A 13 78 2B F1 89 08 D0
00030: AB 6B 59 EE 92 49 05 B3 AB C7 A4 E3 69 65 76 C3
00040: E8 76 2B 30 8B 08 EB CE 3E 93 9A C2 C0 3E 76 D4
00050: 60 9A AB D9 15 33 13 D3 CF D3 94 E7 75 DF 3A 94
00060: F2 EE 91 45 6B DC 3D E4 91 2C 87 C3 29 CF 31 A9
00070: 2F 20 2E 5A C4 9A 2A 65 31 33 D6 74 8C 4F F9 12
Section_1
K^1: 00000: 9F 10 BB F1 3A 79 FB BD 4A 4C A8 64 C4 90 74 64 00010: 39 FE 50 6D 4B 86 9B 21 03 A3 B6 A4 79 28 3C 60
K ^ 1：000：9F 10 BB F1 3A 79 FB BD 4A 4C A8 64 C4 90 74 64 00010：39 FE 50 6D 4B 86 9B 21 03 A3 B6 A4 79 28 3C 60
Input block CTR_1: 00000: 12 34 56 78 90 AB CE F0 00 00 00 00 00 00 00 00
入力ブロックCTR_1：00000：12 34 56 78 90 AB CE F0 00 00 00 00 00 00 00 00
Output block G_1: 00000: 8C A2 B6 82 A7 50 65 3F 8E BF 08 E7 9F 99 4D 5C
出力ブロックG_1：00000：8C A2 B6 82 A7 50 65 3F 8E BF 08 E7 9F 99 4D 5C
Input block CTR_2: 00000: 12 34 56 78 90 AB CE F0 00 00 00 00 00 00 00 01
入力ブロックCTR_2：00000：12 34 56 78 90 AB CE F0 00 00 00 00 00 00 00 01
Output block G_2: 00000: F6 A6 A5 BA 58 14 1E ED 23 DC 31 68 D2 35 89 A1
出力ブロックG_2：00000：F6 A6 A5 BA 58 14 1E ED 23 DC 31 68 D2 35 89 A1
Section_2
第2節
K^2: 00000: 77 91 17 50 E0 D1 77 E5 9A 13 78 2B F1 89 08 D0 00010: AB 6B 59 EE 92 49 05 B3 AB C7 A4 E3 69 65 76 C3
^ ^ 2：00000：щщ91 17 50Е0Д1щщЕ5ЯА13 782БФ189 08Д000010：АБШБ59Е92чя05БзЦщЦщA4 E3 69 65 76 C3
Input block CTR_3: 00000: 12 34 56 78 90 AB CE F0 00 00 00 00 00 00 00 02
入力ブロックCTR_3：00000：12 34 56 78 90 AB CE F0 00 00 00 00 00 00 00 02
Output block G_3: 00000: 4A 07 5F 86 05 87 72 94 1D 8E 7D F8 32 F4 23 71
出力ブロックG_3：00000：4A 07 5F 86 05 87 72 94 1D 8E 7D F8 32 F4 23 71
Input block CTR_4: 00000: 12 34 56 78 90 AB CE F0 00 00 00 00 00 00 00 03
入力ブロックCTR_4：00000：12 34 56 78 90 AB CE F0 00 00 00 00 00 00 00 03
Output block G_4: 00000: 23 35 66 AF 61 DD FE A7 B1 68 3F BA B0 52 4A D7
出力ブロックG_4：00000：23 35 66 AF 61 DD FE A7 B1 68 3F BA B0 52 4A D7
Section_3
セクション3
K^3: 00000: E8 76 2B 30 8B 08 EB CE 3E 93 9A C2 C0 3E 76 D4 00010: 60 9A AB D9 15 33 13 D3 CF D3 94 E7 75 DF 3A 94
K ^ 3：00000：E8 76 2B 30 8B 08 EB CE 3E 93 9A C2 C0 3E 76 D4 00010：60 9A AB D9 15 33 13 D3 CF D3 94 E7 75 DF 3A 94
Input block CTR_5: 00000: 12 34 56 78 90 AB CE F0 00 00 00 00 00 00 00 04 Output block G_5: 00000: A8 09 6D BC E8 BB 52 FC DE 6E 03 70 C1 66 95 E8
入力ブロックCTR_5：00000：12 34 56 78 90 AB CE F0 00 00 00 00 00 00 00 04出力ブロックG_5：00000：A8 09 6D BC E8 BB 52 FC DE 6E 03 70 C1 66 95 E8
Input block CTR_6: 00000: 12 34 56 78 90 AB CE F0 00 00 00 00 00 00 00 05
入力ブロックCTR_6：00000：12 34 56 78 90 AB CE F0 00 00 00 00 00 00 00 05
Output block G_6: 00000: C6 E3 6E 8E 5B 82 AA C4 A6 6C 14 8D B1 F6 9B EF
出力ブロックG_6：00000：C6 E3 6E 8E 5B 82 AA C4 A6 6C 14 8D B1 F6 9B EF
Section_4
セクション4
K^4: 00000: F2 EE 91 45 6B DC 3D E4 91 2C 87 C3 29 CF 31 A9 00010: 2F 20 2E 5A C4 9A 2A 65 31 33 D6 74 8C 4F F9 12
K ^ 4：00000：F2 EE 91 45 6B DC 3D E4 91 2C 87 C3 29 CF 31 A9 00010：2F 20 2E 5A C4 9A 2A 65 31 33 D6 74 8C 4F F9 12
Input block CTR_7: 00000: 12 34 56 78 90 AB CE F0 00 00 00 00 00 00 00 06
入力ブロックCTR_7：00000：12 34 56 78 90 AB CE F0 00 00 00 00 00 00 00 06
Output block G_7: 00000: 82 2B E9 07 96 37 44 95 75 36 3F A7 07 F8 40 22
出力ブロックG_7：00000：82 2B E9 07 96 37 44 95 75 36 3F A7 07 F8 40 22
The result G = G_1 | G_2 | G_3 | G_4 | G_5 | G_6 | G_7: 00000: 8C A2 B6 82 A7 50 65 3F 8E BF 08 E7 9F 99 4D 5C 00010: F6 A6 A5 BA 58 14 1E ED 23 DC 31 68 D2 35 89 A1 00020: 4A 07 5F 86 05 87 72 94 1D 8E 7D F8 32 F4 23 71 00030: 23 35 66 AF 61 DD FE A7 B1 68 3F BA B0 52 4A D7 00040: A8 09 6D BC E8 BB 52 FC DE 6E 03 70 C1 66 95 E8 00050: C6 E3 6E 8E 5B 82 AA C4 A6 6C 14 8D B1 F6 9B EF 00060: 82 2B E9 07 96 37 44 95 75 36 3F A7 07 F8 40 22
結果G = G_1 | G_2 | G_3 | G_4 | G_5 | G_6 | G_7：00000：8C A2 B6 82 A7 50 65 3F 8E BF 08 E7 9F 99 4D 5C 00010：F6 A6 A5 BA 58 14 1E ED 23 DC 31 68 D2 35 89 A1 00020：4A 07 5F 86 05 87 72 94 1D 8E 7D F8 32 F4 23 71 00030：23 35 66 AF 61 DD FE A7 B1 68 3F BA B0 52 4A D7 00040：A8 09 6D BC E8 BB 52 FC DE 6E 03 70 C1 66 95 E8 00050：C6 E3 6E 8E 5B 82 AA C4 A6 6C 14 8D B1 F6 9B EF 00060：82 2B E9 07 96 37 44 95 75 36 3F A7 07 F8 40 22
The result ciphertext C = P (xor) MSB_{|P|}(G):
00000: 9D 80 85 C6 F2 36 12 3F 71 51 D5 2B 24 33 D4 D4
00010: F6 B7 87 89 1C 41 78 9A AB 45 9B D3 1E DB 76 AB
00020: 5B 25 6C C2 50 E1 05 1C 84 24 C6 34 DC 0B 29 71
00030: 01 06 22 FA 07 AA 76 3E 1B D3 F3 54 4F 58 4A C6
00040: 9B 4D 38 DA 9F 33 CB 56 65 A2 ED 8F CB 66 84 CA
00050: 82 B6 08 F9 D3 1B 00 7F 6A 82 EB 87 B1 E7 B9 DC
00060: D7 4D 9E 8F 0F 9D FF 59 9B C9 35 A7 16 DA 73 66
GCM-ACPKM-Master mode with AES-256
**********************************
k = 192
n = 128
c for the CTR-ACPKM mode = 64
c for the GCM-ACPKM-Master mode = 32
T* = 384
N = 256
Initial key K: 00000: 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00010: 00 00 00 00 00 00 00 00
初期キーK：00000：00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00010：00 00 00 00 00 00 00 00
Additional data A: 00000: 11 22 33
追加データA：00000：11 22 33
Plaintext: 00000: 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00010: 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00020: 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00030: 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00040: 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00
平文：00000：00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 000010 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00020：00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00030：00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00040：00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00
ICN: 00000: 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00
ICN：00000：00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00
Number of sections: 3
セクション数：3
K^1 | K^2 | K^3:
00000: 93 BA AF FB 35 FB E7 39 C1 7C 6A C2 2E EC F1 8F
00010: 7B 89 F0 BF 8B 18 07 05 96 48 68 9F 36 A7 65 CC
00020: CD 5D AC E2 0D 47 D9 18 D7 86 D0 41 A8 3B AB 99
00030: F5 F8 B1 06 D2 71 78 B1 B0 08 C9 99 0B 72 E2 87
00040: 5A 2D 3C BE F1 6E 67 3C
Encrypted GCTR_1 | ... | GCTR_5 00000: 43 FA 71 81 64 B1 E3 D7 1E 7B 65 39 A7 02 1D 52 00010: 69 9B 9E 1B 43 24 B7 52 95 74 E7 90 F2 BE 60 E8 00020: 11 62 C9 90 2A 2B 77 7F D9 6A D6 1A 99 E0 C6 DE 00030: 4B 91 D4 29 E3 1A 8C 11 AF F0 BC 47 F6 80 AF 14 00040: 40 1C C1 18 14 63 8E 76 24 83 37 75 16 34 70 08
暗号化されたGCTR_1 | ... | GCTR_5 00000：43 FA 71 81 64 B1 E3 D7 1E 7B 65 39 A7 02 1D 52 00010：69 9B 9E 1B 43 24 B7 52 95 74 E7 90 F2 BE 60 E8 00020：11 62 C9 90 2A 2B 77 7F D9 6A D6 1A 99 E0 C6 DE 00030：4B 91 D4 29 E3 1A 8C 11 AF F0 BC 47 F6 80 AF 14 00040：40 1C C1 18 14 63 8E 76 24 83 37 75 16 34 70 08
Ciphertext C: 00000: 43 FA 71 81 64 B1 E3 D7 1E 7B 65 39 A7 02 1D 52 00010: 69 9B 9E 1B 43 24 B7 52 95 74 E7 90 F2 BE 60 E8 00020: 11 62 C9 90 2A 2B 77 7F D9 6A D6 1A 99 E0 C6 DE 00030: 4B 91 D4 29 E3 1A 8C 11 AF F0 BC 47 F6 80 AF 14 00040: 40 1C C1 18 14 63 8E 76 24 83 37 75 16 34 70 08 GHASH input: 00000: 11 22 33 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00010: 43 FA 71 81 64 B1 E3 D7 1E 7B 65 39 A7 02 1D 52 00020: 69 9B 9E 1B 43 24 B7 52 95 74 E7 90 F2 BE 60 E8 00030: 11 62 C9 90 2A 2B 77 7F D9 6A D6 1A 99 E0 C6 DE 00040: 4B 91 D4 29 E3 1A 8C 11 AF F0 BC 47 F6 80 AF 14 00050: 40 1C C1 18 14 63 8E 76 24 83 37 75 16 34 70 08 00060: 00 00 00 00 00 00 00 18 00 00 00 00 00 00 02 80
暗号文C：00000：43 FA 71 81 64 B1 E3 D7 1E 7B 65 39 A7 02 1D 52 00010：69 9B 9E 1B 43 24 B7 52 95 74 E7 90 F2 BE 60 E8 00020：11 62 C9 90 2A 2B 77 7F D9 6A D6 1A 99 E0 C6 DE 00030：4B 91 D4 29 E3 1A 8C 11 AF F0 BC 47 F6 80 AF 14 00040：40 1C C1 18 14 63 8E 76 24 83 37 75 16 34 70 08 GHASH入力：00000：11 22 33 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00 00010：43 FA 71 81 64 B1 E3 D7 1E 7B 65 39 A7 02 1D 52 00020：69 9B 9E 1B 43 24 B7 52 95 74 E7 90 F2 BE 60 E8 00030：11 62 C9 90 2A 2B 77 7F D9 6A D6 1A 99 E0 C6 DE 00040：4B 91 D4 29 E3 1A 8C 11 AF F0 BC 47 F6 80 AF 14 00050：40 1C C1 18 14 63 8E 76 24 83 37 75 16 34 70 08 00060：00 00 00 00 00 00 00 18 00 00 00 00 00 00 02 80
GHASH output S: 00000: 6E A3 4B D5 6A C5 40 B7 3E 55 D5 86 D1 CC 09 7D
GHASH出力S：00000：6E A3 4B D5 6A C5 40 B7 3E 55 D5 86 D1 CC 09 7D
Authentication tag T: 00050: CC 3A BA 11 8C E7 85 FD 77 78 94 D4 B5 20 69 F8
認証タグT：00050：CC 3A BA 11 8C E7 85 FD 77 78 94 D4 B5 20 69 F8
The result C | T: 00000: 43 FA 71 81 64 B1 E3 D7 1E 7B 65 39 A7 02 1D 52 00010: 69 9B 9E 1B 43 24 B7 52 95 74 E7 90 F2 BE 60 E8 00020: 11 62 C9 90 2A 2B 77 7F D9 6A D6 1A 99 E0 C6 DE 00030: 4B 91 D4 29 E3 1A 8C 11 AF F0 BC 47 F6 80 AF 14 00040: 40 1C C1 18 14 63 8E 76 24 83 37 75 16 34 70 08 00050: CC 3A BA 11 8C E7 85 FD 77 78 94 D4 B5 20 69 F8
結果C | T：00000：43 FA 71 81 64 B1 E3 D7 1E 7B 65 39 A7 02 1D 52 00010：69 9B 9E 1B 43 24 B7 52 95 74 E7 90 F2 BE 60 E8 00020：11 62 C9 90 2A 2B 77 7F D9 6A D6 1A 99 E0 C6 DE 00030：4B 91 D4 29 E3 1A 8C 11 AF F0 BC 47 F6 80 AF 14 00040：40 1C C1 18 14 63 8E 76 24 83 37 75 16 34 70 08 00050：CC 3A BA 11 8C E7 85 FD 77 78 94 D4 B5 20 69 F8
CBC-ACPKM-Master mode with AES-256
**********************************
k = 256
n = 128
c for the CTR-ACPKM mode = 64
N = 256
T* = 512
Initial key K: 00000: 88 99 AA BB CC DD EE FF 00 11 22 33 44 55 66 77 00010: FE DC BA 98 76 54 32 10 01 23 45 67 89 AB CD EF
初期キーK：00000：88 99 AA BB CC DD EE FF 00 11 22 33 44 55 66 77 00010：FE DC BA 98 76 54 32 10 01 23 45 67 89 AB CD EF
Initial vector IV: 00000: 12 34 56 78 90 AB CE F0 A1 B2 C3 D4 E5 F0 01 12
初期ベクトルIV：00000：12 34 56 78 90 AB CE F0 A1 B2 C3 D4 E5 F0 01 12
Plaintext P:
00000: 11 22 33 44 55 66 77 00 FF EE DD CC BB AA 99 88
00010: 00 11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A
00020: 11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00
00030: 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11
00040: 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22
00050: 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22 33
00060: 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22 33 44
K^1 | K^2 | K^3 | K^4:
00000: 9F 10 BB F1 3A 79 FB BD 4A 4C A8 64 C4 90 74 64
00010: 39 FE 50 6D 4B 86 9B 21 03 A3 B6 A4 79 28 3C 60
00020: 77 91 17 50 E0 D1 77 E5 9A 13 78 2B F1 89 08 D0
00030: AB 6B 59 EE 92 49 05 B3 AB C7 A4 E3 69 65 76 C3
00040: E8 76 2B 30 8B 08 EB CE 3E 93 9A C2 C0 3E 76 D4
00050: 60 9A AB D9 15 33 13 D3 CF D3 94 E7 75 DF 3A 94
00060: F2 EE 91 45 6B DC 3D E4 91 2C 87 C3 29 CF 31 A9
00070: 2F 20 2E 5A C4 9A 2A 65 31 33 D6 74 8C 4F F9 12
Section_1
セクション_1
K^1: 00000: 9F 10 BB F1 3A 79 FB BD 4A 4C A8 64 C4 90 74 64 00010: 39 FE 50 6D 4B 86 9B 21 03 A3 B6 A4 79 28 3C 60
K ^ 1：000：9F 10 BB F1 3A 79 FB BD 4A 4C A8 64 C4 90 74 64 00010：39 FE 50 6D 4B 86 9B 21 03 A3 B6 A4 79 28 3C 60
Plaintext block P_1: 00000: 11 22 33 44 55 66 77 00 FF EE DD CC BB AA 99 88
平文ブロックP_1：00000：11 22 33 44 55 66 77 00 FF EE DD CC BB AA 99 88
Input block P_1 (xor) C_0: 00000: 03 16 65 3C C5 CD B9 F0 5E 5C 1E 18 5E 5A 98 9A
入力ブロックP_1（xor）C_0：00000：03 16 65 3C C5 CD B9 F0 5E 5C 1E 18 5E 5A 98 9A
Output block C_1: 00000: 59 CB 5B CA C2 69 2C 60 0D 46 03 A0 C7 40 C9 7C
出力ブロックC_1：00000：59 CB 5B CA C2 69 2C 60 0D 46 03 A0 C7 40 C9 7C
Plaintext block P_2: 00000: 00 11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A
平文ブロックP_2：00000：00 11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A
Input block P_2 (xor) C_1: 00000: 59 DA 79 F9 86 3C 4A 17 85 DF A9 1B 0B AE 36 76
入力ブロックP_2（xor）C_1：00000：59 DA 79 F9 86 3C 4A 17 85 DF A9 1B 0B AE 36 76
Output block C_2: 00000: 80 B6 02 74 54 8B F7 C9 78 1F A1 05 8B F6 8B 42
出力ブロックC_2：00000：80 B6 02 74 54 8B F7 C9 78 1F A1 05 8B F6 8B 42
Section_2
第2節
K^2: 00000: 77 91 17 50 E0 D1 77 E5 9A 13 78 2B F1 89 08 D0 00010: AB 6B 59 EE 92 49 05 B3 AB C7 A4 E3 69 65 76 C3
^ ^ 2：00000：щщ91 17 50Е0Д1щщЕ5ЯА13 782БФ189 08Д000010：АБШБ59Е92чя05БзЦщЦщA4 E3 69 65 76 C3
Plaintext block P_3: 00000: 11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00
平文ブロックP_3：00000：11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00
Input block P_3 (xor) C_2: 00000: 91 94 31 30 01 ED 80 41 E1 B5 1A C9 65 09 81 42
入力ブロックP_3（xor）C_2：00000：91 94 31 30 01 ED 80 41 E1 B5 1A C9 65 09 81 42
Output block C_3: 00000: 8C 24 FB CF 68 15 B1 AF 65 FE 47 75 95 B4 97 59 Plaintext block P_4: 00000: 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11
出力ブロックC_3：00000：8C 24 FB CF 68 15 B1 AF 65 FE 47 75 95 B4 97 59平文ブロックP_4：00000：22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11
Input block P_4 (xor) C_3: 00000: AE 17 BF 9A 0E 62 39 36 CF 45 8B 9B 6A BE 97 48
入力ブロックP_4（xor）C_3：00000：AE 17 BF 9A 0E 62 39 36 CF 45 8B 9B 6A BE 97 48
Output block C_4: 00000: 19 65 A5 00 58 0D 50 23 72 1B E9 90 E1 83 30 E9
出力ブロックC_4：00000：19 65 A5 00 58 0D 50 23 72 1B E9 90 E1 83 30 E9
Section_3
セクション3
K^3: 00000: E8 76 2B 30 8B 08 EB CE 3E 93 9A C2 C0 3E 76 D4 00010: 60 9A AB D9 15 33 13 D3 CF D3 94 E7 75 DF 3A 94
K ^ 3：00000：E8 76 2B 30 8B 08 EB CE 3E 93 9A C2 C0 3E 76 D4 00010：60 9A AB D9 15 33 13 D3 CF D3 94 E7 75 DF 3A 94
Plaintext block P_5: 00000: 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22
平文ブロックP_5：00000：33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22
Input block P_5 (xor) C_4: 00000: 2A 21 F0 66 2F 85 C9 89 C9 D7 07 6F EB 83 21 CB
入力ブロックP_5（xor）C_4：00000：2A 21 F0 66 2F 85 C9 89 C9 D7 07 6F EB 83 21 CB
Output block C_5: 00000: 56 D8 34 F4 6F 0F 4D E6 20 53 A9 5C B5 F6 3C 14
出力ブロックC_5：00000：56 D8 34 F4 6F 0F 4D E6 20 53 A9 5C B5 F6 3C 14
Plaintext block P_6: 00000: 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22 33
平文ブロックP_6：00000：44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22 33
Input block P_6 (xor) C_5: 00000: 12 8D 52 83 E7 96 E7 5D EC BD 56 56 B5 E7 1E 27
入力ブロックP_6（xor）C_5：00000：12 8D 52 83 E7 96 E7 5D EC BD 56 56 B5 E7 1E 27
Output block C_6: 00000: 66 68 2B 8B DD 6E B2 7E DE C7 51 D6 2F 45 A5 45
出力ブロックC_6：00000：66 68 2B 8B DD 6E B2 7E DE C7 51 D6 2F 45 A5 45
Section_4
セクション4
K^4: 00000: F2 EE 91 45 6B DC 3D E4 91 2C 87 C3 29 CF 31 A9 00010: 2F 20 2E 5A C4 9A 2A 65 31 33 D6 74 8C 4F F9 12
K ^ 4：00000：F2 EE 91 45 6B DC 3D E4 91 2C 87 C3 29 CF 31 A9 00010：2F 20 2E 5A C4 9A 2A 65 31 33 D6 74 8C 4F F9 12
Plaintext block P_7: 00000: 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22 33 44
平文ブロックP_7：00000：55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22 33 44
Input block P_7 (xor) C_6: 00000: 33 0E 5C 03 44 C4 09 B2 30 38 5B D6 3E 67 96 01
入力ブロックP_7（xor）C_6：00000：33 0E 5C 03 44 C4 09 B2 30 38 5B D6 3E 67 96 01
Output block C_7: 00000: 7F 4D 87 F9 CA E9 56 09 79 C4 FA FE 34 0B 45 34 Ciphertext C: 00000: 59 CB 5B CA C2 69 2C 60 0D 46 03 A0 C7 40 C9 7C 00010: 80 B6 02 74 54 8B F7 C9 78 1F A1 05 8B F6 8B 42 00020: 8C 24 FB CF 68 15 B1 AF 65 FE 47 75 95 B4 97 59 00030: 19 65 A5 00 58 0D 50 23 72 1B E9 90 E1 83 30 E9 00040: 56 D8 34 F4 6F 0F 4D E6 20 53 A9 5C B5 F6 3C 14 00050: 66 68 2B 8B DD 6E B2 7E DE C7 51 D6 2F 45 A5 45 00060: 7F 4D 87 F9 CA E9 56 09 79 C4 FA FE 34 0B 45 34
出力ブロックC_7：00000：7F 4D 87 F9 CA E9 56 09 79 C4 FA FE 34 0B 45 34 Ciphertext C：00000：59 CB 5B CA C2 69 2C 60 0D 46 03 A0 C7 40 C9 7C 00010：80 B6 02 74 54 8B F7 C9 78 1F A1 05 8B F6 8B 42 00020：8C 24 FB CF 68 15 B1 AF 65 FE 47 75 95 B4 97 59 00030：19 65 A5 00 58 0D 50 23 72 1B E9 90 E1 83 30 E9 00040：56 D8 34 F4 6F 0F 4D E6 20 53 A9 5C B5 F6 3C 14 00050：66 68 2B 8B DD 6E B2 7E DE C7 51 D6 2F 45 A5 45 00060：7F 4D 87 F9 CA E9 56 09 79 C4 FA FE 34 0B 45 34
CFB-ACPKM-Master mode with AES-256
**********************************
k = 256
n = 128
c for the CTR-ACPKM mode = 64
N = 256
T* = 512
Initial key K: 00000: 88 99 AA BB CC DD EE FF 00 11 22 33 44 55 66 77 00010: FE DC BA 98 76 54 32 10 01 23 45 67 89 AB CD EF
初期キーK：00000：88 99 AA BB CC DD EE FF 00 11 22 33 44 55 66 77 00010：FE DC BA 98 76 54 32 10 01 23 45 67 89 AB CD EF
Initial vector IV: 00000: 12 34 56 78 90 AB CE F0 A1 B2 C3 D4 E5 F0 01 12
初期ベクトルIV：00000：12 34 56 78 90 AB CE F0 A1 B2 C3 D4 E5 F0 01 12
Plaintext P: 00000: 11 22 33 44 55 66 77 00 FF EE DD CC BB AA 99 88 00010: 00 11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00020: 11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 00030: 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 00040: 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22 00050: 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22 33 00060: 55 66 77 88 99 AA BB CC
平文P：00000：11 22 33 44 55 66 77 00 FF EE DD CC BB AA 99 88 00010：00 11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00020：11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 00030：22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 00040：33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22 00050：44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22 33 00060：55 66 77 88 99 AA BB CC
K^1 | K^2 | K^3 | K^4 00000: 9F 10 BB F1 3A 79 FB BD 4A 4C A8 64 C4 90 74 64 00010: 39 FE 50 6D 4B 86 9B 21 03 A3 B6 A4 79 28 3C 60 00020: 77 91 17 50 E0 D1 77 E5 9A 13 78 2B F1 89 08 D0 00030: AB 6B 59 EE 92 49 05 B3 AB C7 A4 E3 69 65 76 C3 00040: E8 76 2B 30 8B 08 EB CE 3E 93 9A C2 C0 3E 76 D4 00050: 60 9A AB D9 15 33 13 D3 CF D3 94 E7 75 DF 3A 94 00060: F2 EE 91 45 6B DC 3D E4 91 2C 87 C3 29 CF 31 A9 00070: 2F 20 2E 5A C4 9A 2A 65 31 33 D6 74 8C 4F F9 12 Section_1
K ^ 1 | K ^ 2 | K ^ 3 | K ^ 4 00000：9F 10 BB F1 3A 79 FB BD 4A 4C A8 64 C4 90 74 64 00010：39 FE 50 6D 4B 86 9B 21 03 A3 B6 A4 79 28 3C 60 00020：77 91 17 50 E0 D1 77 E5 9A 13 78 2B F1 89 08 D0 00030：AB 6B 59 EE 92 49 05 B3 AB C7 A4 E3 69 65 76 C3 00040：E8 76 2B 30 8B 08 EB CE 3E 93 9A C2 C0 3E 76 D4 00050：60 9A AB D9 15 33 13 D3 CF D3 94 E7 75 DF 3A 94 00060：F2 EE 91 45 6B DC 3D E4 91 2C 87 C3 29 CF 31 A9 00070：2F 20 2E 5A C4 9A 2A 65 31 33 D6 74 8C 4F F9 12セクション_1
K^1: 00000: 9F 10 BB F1 3A 79 FB BD 4A 4C A8 64 C4 90 74 64 00010: 39 FE 50 6D 4B 86 9B 21 03 A3 B6 A4 79 28 3C 60
K ^ 1：000：9F 10 BB F1 3A 79 FB BD 4A 4C A8 64 C4 90 74 64 00010：39 FE 50 6D 4B 86 9B 21 03 A3 B6 A4 79 28 3C 60
Plaintext block P_1: 00000: 11 22 33 44 55 66 77 00 FF EE DD CC BB AA 99 88
平文ブロックP_1：00000：11 22 33 44 55 66 77 00 FF EE DD CC BB AA 99 88
Encrypted block E_{K^1}(C_0):
00000: 1C 39 9D 59 F8 5D 91 91 A9 D2 12 9F 63 15 90 03
Output block C_1 = E_{K^1}(C_0) (xor) P_1:
00000: 0D 1B AE 1D AD 3B E6 91 56 3C CF 53 D8 BF 09 8B
Plaintext block P_2: 00000: 00 11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A
平文ブロックP_2：00000：00 11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A
Encrypted block E_{K^1}(C_1):
00000: 6B A2 C5 42 52 69 C6 0B 15 14 06 87 90 46 F6 2E
Output block C_2 = E_{K^1}(C_1) (xor) P_2:
00000: 6B B3 E7 71 16 3C A0 7C 9D 8D AC 3C 5C A8 09 24
Section_2
第2節
K^2: 00000: 77 91 17 50 E0 D1 77 E5 9A 13 78 2B F1 89 08 D0 00010: AB 6B 59 EE 92 49 05 B3 AB C7 A4 E3 69 65 76 C3
^ ^ 2：00000：щщ91 17 50Е0Д1щщЕ5ЯА13 782БФ189 08Д000010：АБШБ59Е92чя05БзЦщЦщA4 E3 69 65 76 C3
Plaintext block P_3: 00000: 11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00
平文ブロックP_3：00000：11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00
Encrypted block E_{K^2}(C_2):
00000: 95 45 5F DB C3 9E 0A 13 9F CB 10 F5 BD 79 A3 88
Output block C_3 = E_{K^2}(C_2) (xor) P_3:
00000: 84 67 6C 9F 96 F8 7D 9B 06 61 AB 39 53 86 A9 88
Plaintext block P_4: 00000: 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11
平文ブロックP_4：00000：22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11
Encrypted block E_{K^2}(C_3):
00000: E0 AA 32 5D 80 A4 47 95 BA 42 BF 63 F8 4A C8 B2
Output block C_4 = E_{K^2}(C_3) (xor) P_4:
00000: C2 99 76 08 E6 D3 CF 0C 10 F9 73 8D 07 40 C8 A3
Section_3
K^3: 00000: E8 76 2B 30 8B 08 EB CE 3E 93 9A C2 C0 3E 76 D4 00010: 60 9A AB D9 15 33 13 D3 CF D3 94 E7 75 DF 3A 94
K ^ 3：00000：E8 76 2B 30 8B 08 EB CE 3E 93 9A C2 C0 3E 76 D4 00010：60 9A AB D9 15 33 13 D3 CF D3 94 E7 75 DF 3A 94
Plaintext block P_5: 00000: 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22
平文ブロックP_5：00000：33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22
Encrypted block E_{K^3}(C_4):
00000: FE 42 8C 70 C2 51 CE 13 36 C1 BF 44 F8 49 66 89
Output block C_5 = E_{K^3}(C_4) (xor) P_5:
00000: CD 06 D9 16 B5 D9 57 B9 8D 0D 51 BB F2 49 77 AB
Plaintext block P_6: 00000: 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22 33
平文ブロックP_6：00000：44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22 33
Encrypted block E_{K^3}(C_5):
00000: 01 24 80 87 86 18 A5 43 11 0A CC B5 0A E5 02 A3
Output block C_6 = E_{K^3}(C_5) (xor) P_6:
00000: 45 71 E6 F0 0E 81 0F F8 DD E4 33 BF 0A F4 20 90
Section_4
セクション4
K^4: 00000: F2 EE 91 45 6B DC 3D E4 91 2C 87 C3 29 CF 31 A9 00010: 2F 20 2E 5A C4 9A 2A 65 31 33 D6 74 8C 4F F9 12
K ^ 4：00000：F2 EE 91 45 6B DC 3D E4 91 2C 87 C3 29 CF 31 A9 00010：2F 20 2E 5A C4 9A 2A 65 31 33 D6 74 8C 4F F9 12
Plaintext block P_7: 00000: 55 66 77 88 99 AA BB CC
平文ブロックP_7：00000：55 66 77 88 99 AA BB CC
Encrypted block MSB_{|P_7|}(E_{K^4}(C_6)):
00000: 97 5C 96 37 55 1E 8C 7F
Output block C_7 = MSB_{|P_7|}(E_{K^4}(C_6)) (xor) P_7
00000: C2 3A E1 BF CC B4 37 B3
Ciphertext C:
00000: 0D 1B AE 1D AD 3B E6 91 56 3C CF 53 D8 BF 09 8B
00010: 6B B3 E7 71 16 3C A0 7C 9D 8D AC 3C 5C A8 09 24
00020: 84 67 6C 9F 96 F8 7D 9B 06 61 AB 39 53 86 A9 88
00030: C2 99 76 08 E6 D3 CF 0C 10 F9 73 8D 07 40 C8 A3
00040: CD 06 D9 16 B5 D9 57 B9 8D 0D 51 BB F2 49 77 AB
00050: 45 71 E6 F0 0E 81 0F F8 DD E4 33 BF 0A F4 20 90
00060: C2 3A E1 BF CC B4 37 B3
OMAC-ACPKM-Master mode with AES-256
***********************************
k = 256
n = 128
c for the CTR-ACPKM mode = 64
N = 256
T* = 768
Initial key K: 00000: 88 99 AA BB CC DD EE FF 00 11 22 33 44 55 66 77 00010: FE DC BA 98 76 54 32 10 01 23 45 67 89 AB CD EF
初期キーK：00000：88 99 AA BB CC DD EE FF 00 11 22 33 44 55 66 77 00010：FE DC BA 98 76 54 32 10 01 23 45 67 89 AB CD EF
Plaintext M: 00000: 11 22 33 44 55 66 77 00 FF EE DD CC BB AA 99 88 00010: 00 11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00020: 11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 00030: 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 00040: 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22
平文M：00000：11 22 33 44 55 66 77 00 FF EE DD CC BB AA 99 88 00010：00 11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00020：11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 00030：22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 00040：33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22
K^1 | K^1_1 | K^2 | K^2_1 | K^3 | K^3_1:
00000: 9F 10 BB F1 3A 79 FB BD 4A 4C A8 64 C4 90 74 64
00010: 39 FE 50 6D 4B 86 9B 21 03 A3 B6 A4 79 28 3C 60
00020: 77 91 17 50 E0 D1 77 E5 9A 13 78 2B F1 89 08 D0
00030: AB 6B 59 EE 92 49 05 B3 AB C7 A4 E3 69 65 76 C3
00040: 9D CC 66 42 0D FF 45 5B 21 F3 93 F0 D4 D6 6E 67
00050: BB 1B 06 0B 87 66 6D 08 7A 9D A7 49 55 C3 5B 48
00060: F2 EE 91 45 6B DC 3D E4 91 2C 87 C3 29 CF 31 A9
00070: 2F 20 2E 5A C4 9A 2A 65 31 33 D6 74 8C 4F F9 12
00080: 78 21 C7 C7 6C BD 79 63 56 AC F8 8E 69 6A 00 07
Section_1
セクション_1
K^1: 00000: 9F 10 BB F1 3A 79 FB BD 4A 4C A8 64 C4 90 74 64 00010: 39 FE 50 6D 4B 86 9B 21 03 A3 B6 A4 79 28 3C 60
K ^ 1：000：9F 10 BB F1 3A 79 FB BD 4A 4C A8 64 C4 90 74 64 00010：39 FE 50 6D 4B 86 9B 21 03 A3 B6 A4 79 28 3C 60
K^1_1: 00000: 77 91 17 50 E0 D1 77 E5 9A 13 78 2B F1 89 08 D0
K ^ 1_1：00000：77 91 17 50 E0 D1 77 E5 YA 13 78 2B F1 89 08 D0
Plaintext block M_1: 00000: 11 22 33 44 55 66 77 00 FF EE DD CC BB AA 99 88
平文ブロックM_1：00000：11 22 33 44 55 66 77 00 FF EE DD CC BB AA 99 88
Input block M_1 (xor) C_0: 00000: 11 22 33 44 55 66 77 00 FF EE DD CC BB AA 99 88
入力ブロックM_1（xor）C_0：00000：11 22 33 44 55 66 77 00 FF EE DD CC BB AA 99 88
Output block C_1: 00000: 0B A5 89 BF 55 C1 15 42 53 08 89 76 A0 FE 24 3E Plaintext block M_2: 00000: 00 11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A
出力ブロックC_1：00000：0B A5 89 BF 55 C1 15 42 53 08 89 76 A0 FE 24 3E平文ブロックM_2：00000：00 11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A
Input block M_2 (xor) C_1: 00000: 0B B4 AB 8C 11 94 73 35 DB 91 23 CD 6C 10 DB 34
入力ブロックM_2（xor）C_1：00000：0B B4 AB 8C 11 94 73 35 DB 91 23 CD 6C 10 DB 34
Output block C_2: 00000: 1C 53 DD A3 6D DC E1 17 ED 1F 14 09 D8 6A F3 2C
出力ブロックC_2：00000：1C 53 DD A3 6D DC E1 17 ED 1F 14 09 D8 6A F3 2C
Section_2
第2節
K^2: 00000: AB 6B 59 EE 92 49 05 B3 AB C7 A4 E3 69 65 76 C3 00010: 9D CC 66 42 0D FF 45 5B 21 F3 93 F0 D4 D6 6E 67
^ ^ 2：00000：АБШБ59Е92чя05БзАБЦщАчЕзщя65щшЦз00010：ЯДЦЦшш420ДФФ455Б21Фз93 F0 D4 D6 6E 67
K^2_1: 00000: BB 1B 06 0B 87 66 6D 08 7A 9D A7 49 55 C3 5B 48
K ^ 2_1：000：BB 1B 06 0B 87 66 6D 08 7A 9D A7 49 55 C3 5B 48
Plaintext block M_3: 00000: 11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00
平文ブロックM_3：00000：11 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00
Input block M_3 (xor) C_2: 00000: 0D 71 EE E7 38 BA 96 9F 74 B5 AF C5 36 95 F9 2C
入力ブロックM_3（xor）C_2：00000：0D 71 EE E7 38 BA 96 9F 74 B5 AF C5 36 95 F9 2C
Output block C_3: 00000: 4E D4 BC A6 CE 6D 6D 16 F8 63 85 13 E0 48 59 75
出力ブロックC_3：00000：4E D4 BC A6 CE 6D 6D 16 F8 63 85 13 E0 48 59 75
Plaintext block M_4: 00000: 22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11
平文ブロックM_4：00000：22 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11
Input block M_4 (xor) C_3: 00000: 6C E7 F8 F3 A8 1A E5 8F 52 D8 49 FD 1F 42 59 64
入力ブロックM_4（xor）C_3：00000：6C E7 F8 F3 A8 1A E5 8F 52 D8 49 FD 1F 42 59 64
Output block C_4: 00000: B6 83 E3 96 FD 30 CD 46 79 C1 8B 24 03 82 1D 81
出力ブロックC_4：00000：B6 83 E3 96 FD 30 CD 46 79 C1 8B 24 03 82 1D 81
Section_3
セクション3
K^3: 00000: F2 EE 91 45 6B DC 3D E4 91 2C 87 C3 29 CF 31 A9 00010: 2F 20 2E 5A C4 9A 2A 65 31 33 D6 74 8C 4F F9 12
K ^ 3：00000：F2 EE 91 45 6B DC 3D E4 91 2C 87 C3 29 CF 31 A9 00010：2F 20 2E 5A C4 9A 2A 65 31 33 D6 74 8C 4F F9 12
K^3_1: 00000: 78 21 C7 C7 6C BD 79 63 56 AC F8 8E 69 6A 00 07
^ 3_1：00000：৭৮ 21ক৭ ৭ ৬বদবদবদ৬ ৬ ৬ ৬ ৬
MSB1(K1) == 0 -> K2 = K1 << 1
K1:
00000: 78 21 C7 C7 6C BD 79 63 56 AC F8 8E 69 6A 00 07
K2: 00000: F0 43 8F 8E D9 7A F2 C6 AD 59 F1 1C D2 D4 00 0E
F0 43 8F 8E D9 7A F2 C6 AD 59 F1 1C D2 D4 00 0E：000 000
Plaintext M_5: 00000: 33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22
平文M_5：00000：33 44 55 66 77 88 99 AA BB CC EE FF 0A 00 11 22
Using K1, padding is not required
K1を使用すると、パディングは不要です
Input block M_5 (xor) C_4: 00000: FD E6 71 37 E6 05 2D 8F 94 A1 9D 55 60 E8 0C A4
入力ブロックM_5（xor）C_4：00000：FD E6 71 37 E6 05 2D 8F 94 A1 9D 55 60 E8 0C A4
Output block C_5: 00000: B3 AD B8 92 18 32 05 4C 09 21 E7 B8 08 CF A0 B8
出力ブロックC_5：00000：B3 AD B8 92 18 32 05 4C 09 21 E7 B8 08 CF A0 B8
Message authentication code T: 00000: B3 AD B8 92 18 32 05 4C 09 21 E7 B8 08 CF A0 B8
メッセージ認証コードT：00000：B3 AD B8 92 18 32 05 4C 09 21 E7 B8 08 CF A0 B8
Acknowledgments
謝辞
We thank Mihir Bellare, Scott Fluhrer, Dorothy Cooley, Yoav Nir, Jim Schaad, Paul Hoffman, Dmitry Belyavsky, Yaron Sheffer, Alexey Melnikov, and Spencer Dawkins for their useful comments.
有益なコメントを提供してくれたMihir Bellare、Scott Fluhrer、Dorothy Cooley、Yoav Nir、Jim Schaad、Paul Hoffman、Dmitry Belyavsky、Yaron Sheffer、Alexey Melnikov、Spencer Dawkinsに感謝します。
Contributors
貢献者
Russ Housley Vigil Security, LLC housley@vigilsec.com
Russ Housley Vigil Security、LLC housley@vigilsec.com
Evgeny Alekseev CryptoPro alekseev@cryptopro.ru
Evgeny Alekseev CryptoPro alekseev@cryptopro.ru
Ekaterina Smyshlyaeva CryptoPro ess@cryptopro.ru
Ekaterina Smyshlyaeva CryptoPro ess@cryptopro.ru
Shay Gueron University of Haifa, Israel Intel Corporation, Israel Development Center, Israel shay.gueron@gmail.com
シェイゲロンハイファ大学、イスラエルインテルコーポレーション、イスラエル開発センター、イスラエルshay.gueron@gmail.com
Daniel Fox Franke Akamai Technologies dfoxfranke@gmail.com
ダニエルフォックスフランケアカマイテクノロジーズdfoxfranke@gmail.com
Lilia Ahmetzyanova CryptoPro lah@cryptopro.ru
Lilia Ahmetzyanova CryptoPro lah@cryptopro.ru
Author's Address
著者のアドレス
Stanislav Smyshlyaev (editor) CryptoPro 18, Suschevskiy val Moscow 127018 Russian Federation
Stanislav Smyshlyaev（editor）CryptoPro 18、Suschevskiy val Moscow 127018ロシア連邦
Phone: +7 (495) 995-48-20
Email: svs@cryptopro.ru