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お笑いコンビ・タカアンドトシのタカが１１日に婚姻届を出したんだって。最近テレビ番組内で交際中の一般女性に公開プロポーズをしていますよね。 年内に挙式予定だって。 それにしても最近の芸能人はテレビでプロポーズすることが流行っているんでしょうか。 視聴率をとるためになんでもしますよね。はっきりいって一般の人は公開プロポーズはあまり好きではありません。 バストアップ ランキングサイト バストアップ 口コミサイト
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公開BBS ArmadaStyleフリー掲示板 党員専用掲示板(公式HP) 1行コメントじゃない機能もあるにはあるんですが・・・ -- Prophecy (2006-07-10 06 40 06) てすと -- てす (2006-07-10 07 27 46) HP開設おめです（＾＾ -- ミラ (2006-07-10 19 09 32) えー、掲示板はこれだと少し不便だと思ったので作ってきました -- Shot (2006-07-11 00 45 20) 名前 コメント
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ー一般公開ー 研究所外観 こんなふうなのが建っている 研究所の試作品 こんなようなのを開発 ー本当にすまなかったと思うー いい加減まじめにやりましょう。 研究所の備品 こんな感じのが飾られている 研究所の日常 ランチタイムのひとこま 研究員の娯楽 ☆ヶ→勺ｨ小説☆ ゎT=Ｕма彡 ４±ﾚヽ (≠ょぅﾚ£､ﾚ£Ｕ〃めτσ ぉ⊃ヵゝﾚヽTょσ★ ├〃≠├〃≠£ゑゎ☆ ∧oﾚ)ヵ冫＜〃ゐσゅ ぅT=勹冫ヵゞ､ﾚヽｯ Ｕょﾚﾆ(≠τ＜яёゑｯτ♪ ゅぅT=勹冫ﾚ£､`⊂(≠ゎ ∋ぅちぇωﾚヽちσｨヶ乂冫 Tょσ★ 勺〃┐〃儿τ〃├〃≠├〃≠ Ｕちゃぅ＞＜ ー本当にすまなかったと思うー ふざけすぎだと思います。
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現在公開されている情報 確認されたアブノーマリティ - Abnormalities 母なるクモ(TETH) 壁に向かう女(TETH) 溶ける愛(ALEPH) CENSORED(ALEPH) 「何もない」(ALEPH) 確認されたE.G.O 教育用疑似E.G.O(TETH) 赤い目(TETH) 耽美な夢(TETH) 彼方の欠片(TETH) 4本目のマッチの火(TETH) 悲鳴(TETH) レティシア(HE) 泣き虫(HE) 氷のかけら(HE) 崇高な誓い(HE) 決死の一生(HE) ハーモニー(HE) グラインダー Mk4(HE) 伐採斧(HE) 銀河(HE) 崇高な誓い(HE) 緑の幹(WAW) 阿弥陀(WAW) 不調和(WAW) 回折(WAW) 鋭利な涙の剣(WAW) 抜け殻(WAW) 魔法の弾丸(WAW) ホーネット(WAW) ランプ(WAW) 白の便利屋が所持するE.G.O武器(WAW相当) ジャスティティア(ALEPH) 笑顔(ALEPH) 黄昏(ALEPH) ミミック(ALEPH) 規制済み(ALEPH) ピンク(ALEPH) ダ・カーポ(ALEPH) 妄想{Obsession}(ALEPH) 確認された試練 - Ordeal 黎明 疑問 白昼 理解プロセス
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公開鍵暗号公開鍵暗号の機能 公開鍵暗号の定義 RSA 暗号 RSA暗号の問題点 公開鍵暗号の強秘匿性 ハードコアビット Blum-Goldwasser 型 RSA 暗号 公開鍵暗号の頑健性 RSA-OAEP 暗号 付録エルガマル暗号 公開鍵暗号 公開鍵暗号の機能 公開鍵暗号は 予め秘密を共有しないで秘密の通信を行う方法。 暗号化には公開鍵を、復号には私有鍵を用いる。 受信者は自分の公開鍵を公開。 送信者は、受信者の公開鍵を入手。 送信者は、メッセージを受信者の公開鍵で暗号化し、受信者に送る。 受信者は、暗号文を自分の私有鍵で復号し、もとのメッセージを得る。 暗号文を復号できるのは、暗号化に用いた公開鍵と対になった私有鍵だけ。つまり、正当な受信者だけ。 公開鍵暗号の定義 公開鍵暗号は、3つの効率的な確率的アルゴリズムの組： 公開鍵暗号 = (G, E, D). 鍵生成アルゴリズム Gは、セキュリティパラメータ k を入力すると公開鍵 e と私有鍵 d の組を出力： (e, d) ← G(k). （セキュリティパラメータ k とは暗号の強度を指定するパラメータ。） 暗号化アルゴリズム Eは、公開鍵 e とメッセージ m を入力すると暗号文 c を出力： c ← E(e, m). 復号アルゴリズム Dは、私有鍵 d と暗号文 c を入力するとメッセージ m を出力： m ← D(d, c). ただし、3つ組 (G, E, D) は以下の完遂性と一方向性を満たさなければならない。 完遂性 G によって生成された任意の鍵ペア (e, d) と任意のメッセージ m について、 D(d, E(e,m)) = m . 暗号化して復号したらもとのメッセージに戻るということ。 一方向性 どのような効率的なアルゴリズム A も、公開鍵 e と暗号文 c (← E(e,m)) から、もとのメッセージ mを求めることはできない。 公開鍵暗号を作るとは、完遂性と一方向性を同時に満たす、アルゴリズムの3つ組 (G, E, D)を求めることに他ならない。 RSA 暗号 RSA 暗号は、整数を法とするべき乗剰余演算を利用。 鍵生成アルゴリズム G (k) それぞれ k ビットの異なる素数 p, q を生成。 n = p・q, l = φ(n) = (p-1)・(q-1) とし、 e・d ≡ 1 (mod l) となる e, d を生成する。 (n, e) を公開鍵 pk、(n, d) を私有鍵 sk として出力。 暗号化アルゴリズム E(pk, m) 公開鍵 pk から n, e を取り出して、 c = me (mod n) を計算し、c を出力。 復号アルゴリズム D(sk, c) 私有鍵 sk から n, d を取り出して、 m = cd (mod n) を計算し、m を出力。 オイラーの定理より、RSA暗号は完遂性を満たす。 一方向性は、次のRSA仮定として信じられている。 RSA仮定 n ( = p・q) を十分大とする。y を {0,1,2,・・・,n-1}からランダムに選ぶ。このとき、(e, y, n) を与えられて y=xe (mod n) となる x を求める効率的なアルゴリズムは存在しない。 RSA仮定が成り立つためには、n の素因数分解が困難であることは必要条件。十分条件になるか否かは未解決。 RSA暗号の問題点 今、Alice が Bob に（ある事柄について）賛成か反対かのいずれかを他人には秘密に伝えたい。あらかじめ、賛成は整数 myes で反対は整数 mno で表すことになっている。 Alice は、自分が賛成していることを、RSA暗号で Bob に伝える。 1. Aliceは、Bobの公開鍵 (nB, eB) を入手し、 c = myeseB (mod nB) を計算し、暗号文 c を Bob に送る。 2. Bobは、自身の私有鍵 (nB, dB) を用いて、受け取った暗号文 c に対し、 myes = cdB (mod nB) を計算して、Aliceのメッセージ myes を得る。 この送信の途中で敵 Eve が 暗号文 c を覗き見しているかも知れないが、RSA暗号は一方向性をみたすので大丈夫、のはずだった。 ところが、敵 Eve は 暗号文 c から Alice のメッセージ myes を簡単に求めることができる。 1. Eveはまず mno を Bob の公開鍵 (nB, eB) で暗号化して c を求める。 c = mnoeB (mod nB) 2. c と c を比較するとそれらは異なるので、c に暗号化されていたのは、mnoではなく、myes である。 これは、RSA暗号では、暗号文からもとのメッセージに関する情報が漏れていることを示す。 公開鍵暗号の強秘匿性 「暗号文からもとのメッセージに関するどのような情報も漏れていない」ということを操作的に定義したい。 強秘匿性 公開鍵暗号 (G, E, D) をめぐって、敵 A と挑戦者 C がゲームを行う。 1. まず、挑戦者Cが鍵生成アルゴリズム G を実行し、 (e, d) ← G(k) 鍵ペア (e, d) をつくり、公開鍵 e だけを敵 A に渡す。 2. 公開鍵 e を受け取ったら、敵 A は何らかの計算をしてメッセージの組 (m0, m1) を選び、挑戦者 C に渡す。 3. これに対して挑戦者 C は m0 か m1 かどちらかをランダムに選び（これを mb とかく）、公開鍵 e で暗号化して暗号文 c をつくる c ← E(e, mb). 挑戦者Cは暗号文 c を敵 A に渡す。 4. 敵 A は暗号文 c が m0 を暗号化したのか、m1を暗号化したのかどちらかを推測し、推測結果 b を出力する。 5. 推測が当たったら（ b = b なら）敵 A の勝ち、そうでないなら挑戦者 C の勝ちとする。 このとき、どのような敵 A もせいぜい 1/2 の確率でしか勝てないとき、公開鍵暗号 (G, E, D) は、強秘匿と呼ばれる。 もし、公開鍵暗号がメッセージの情報を1ビットも漏らしていないならば、敵 A がどんなに強力でも、c が m0 を暗号化したのか m1 を暗号化したのか、全く分からず、あてずっぽうで推測するしかない。このとき敵 A が勝つ確率は 1/2 。 一方、公開鍵暗号がメッセージの情報を何らかの形で漏らしていれば、ある巧妙な敵 A が、その遺漏を突くようなメッセージの組 (m0, m1) を選び、挑戦者 C に提出すれば、その敵Aは高い確率で勝つはず。 ハードコアビット RSA 暗号が強秘匿にならない理由は、 関数 y = xe (mod n) において、 y は x の全てを隠せているわけではない から。 ところが、関数 y = xe (mod n) は、（RSA 仮定のもとで）x の最下位ビット x0 = LSB(x) は確実に隠せる（ことが知られている）。つまり、 y が与えられても、x0 が 0 なのか 1 なのか、まるで分からない。 この状況を、 「x0 は y の（RSA関数に関する）ハードコアビットである」という。 Blum-Goldwasser 型 RSA 暗号 Blum-Goldwasser 型 RSA 暗号 ＝ RSA暗号 ＋ ハードコアビット。 鍵生成アルゴリズム G(k) RSA 暗号の鍵生成と同じ。公開鍵 (n, e)、私有鍵 (n, d)とする。 暗号化アルゴリズム E(pk, m) メッセージ m のビット長を l とする。公開鍵 pk から (n, e) を取り出して、 0 以上 (n-1) 以下の乱数 x0 を選ぶ。 i = 1, ・・・, l について、 xi = xi-1e mod n mask = (LSB(x0), LSB(x1), ・・・, LSB(xl-1)) c1 = mask m 暗号文として c = (c1, xl) を出力する。 復号アルゴリズム D(sk, c) 私有鍵 sk から (n, d) を取り出して、暗号文 c = (c1, y) に対し、 (n, d) を用いて RSA復号演算を繰り返し、y ( = xl) から x0を求める。すなわち、i = (l-1), (l-2), ・・・, 0 について xi = xi+1d mod n. mask = (LSB(x0), LSB(x1), ・・・, LSB(xl-1)) m = mask c1 メッセージとしてmを出力する。 ここで、mask = (LSB(x0), LSB(x1), ・・・, LSB(xl-1))の各ビットを見ると LSB(xl-1) は xl ( = xl-1e mod n) のハードコアビット LSB(xl-2) は xl-1 ( = xl-2e mod n) のハードコアビット ・・・ LSB(x0) は x1 ( = x0e mod n) のハードコアビット となっている。 よって、 敵は xl を知っているが、ハードコアビットの性質から、LSB(xl-1) は全く分からない。 敵は、xl-1（ の部分情報）を知っているかもしれないが、LSB(xl-2) は全く分からない。 ・・・ 敵は、x1 （の部分情報）を知っているかもしれないが、LSB(x0) は全く分からない。 以上から、 mask は敵にとって未知の（メッセージ m と同じ長さの）乱数列に等しい ことが分かった。 すると、c = mask m は m の情報を完全に隠すことになり（ワンタイムパッド）、Blum-Goldwasser 型 RSA 暗号は強秘匿となることがわかる。 公開鍵暗号の頑健性 現在、公開鍵暗号の暗号文は世の中に飛び回っている。 攻撃者がそのような暗号文を手に入れて、それをもとに別の暗号文を作り出し、もとの暗号文の代わりに放ったらどうなるだろうか。 なにかと不都合な事態が発生しそうである。 実際、状況によってはもとの暗号文の解読にまで至ることがある。 公開鍵暗号が頑健であるとは、 攻撃者が暗号文を入手しても、それが隠しているメッセージとなにか意味ある関係をもつ別のメッセージの、暗号化になっているような、別の暗号文を作り出すことができない ことをいう。 RSA-OAEP 暗号 RSA-OAEP 暗号 ＝ 「2段のFeistel構造」＋ RSA. 2つのハッシュ関数 G {0,1}* → {0,1}k - k0 H {0,1}* → {0,1}k0 とRSA暗号を用いる。 公開鍵 (n, e) のRSA暗号化関数を c = RSAn,e(m), 私有鍵 (n, d) のRSA復号関数を m = RSA-1n,d(c) とかく。 鍵生成アルゴリズム G(k) RSA 暗号の鍵生成と同じ。公開鍵 (n, e)、私有鍵 (n, d)。 暗号化アルゴリズム E(pk, m) 公開鍵 pk から (n, e) を取り出して、 k0 ビットの乱数 r を生成する。 s = (m || 0k1) G(r) t = r H(s) c = RSAn,e(s||t) を暗号文とする。 復号アルゴリズム D(sk, m) 私有鍵 sk から (n, d) を取り出して、 (s, t) = RSA-1n,d(c) を暗号文とする。 r = t H(s) m = s G(r) m の末尾 k1 ビットがすべて0ならば、暗号文を正当と認め、m の残りの文字列をメッセージとして返す。 そうでなければ、Reject を返す。 攻撃者が暗号文を「でっち上げよう」としたら、その m の末尾 k1 ビットがすべて 0 というわけには、いかなくなりそうである。 でっち上げれないならば、暗号文は正直に作るしかない。とくに、メッセージを知った上で、それを暗号化するほかない。 実際、RSA-OAEP 暗号は頑健性をもつことが示されている。ただし、ランダムオラクルモデルのもとで。 付録 エルガマル暗号 エルガマル暗号は、離散対数ベースの公開鍵暗号である。 鍵生成アルゴリズム G (n) p を十分大きな素数とし、g を、p を法とする位数が素数 q である整数（すなわち、g は q 乗すると初めてpを法として1となる）とする。 x ← Zq, y = gx pk=(q,g,y), sk = (q,g,x). 暗号化アルゴリズム E(pk = (q,g,y), m) // m∈ g r ← {0,q-1}, c1 = gr, c2 = m yr return c = (c1, c2). 復号アルゴリズム Dec(sk=(q,g,x), c=(c1, c2)) return c2/c1x. 判定DH仮定のもとで、エルガマル暗号は選択平文攻撃に対し強秘匿である。 上へ
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公開マイリスト 作品紹介をしているお勧めマイリスト。 テスト ジャンル特化 テスト 作品特化 テスト
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公開前情報 ブログやらHPは更新に手間が掛かって面倒なのでこっちで 小出しに何やら出てきます。 公開前その1 砂漠都市サザラーン 公開前その2 海上リゾート パラディ・マーレ 公開前その3 新スキル集（新XYZRPGの調整方針） 公開前その4 各キャラにおける調整方針
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トップページ 用語集 公開時効果 公開時効果 ロケーションに置かれたカードが表向きになる時、1度だけ発動する効果を「公開時効果」といいます。 公開時効果に関するルール ▶︎手札からプレイされた場合 カードの公開時効果は、ロケーションに裏向きで置かれたカードが、表向きになる時に解決されます。 原則として、1枚のカードにつき、効果解決は1回です。【カマー・タージ】などの効果により、一度に2回以上、効果の解決がおこなわれる場合があります。 《オーディン》や《グランドマスター》などの効果により、ロケーションへ出ているカードの公開時効果を「再利用する」こともできます。 ▶︎カードまたは効果がコピーされた場合 公開時効果を持つカードが、別のカードの効果で複製されてロケーションへ出た場合、再度その効果が解決されます。例えば、《アーニム・ゾラ》の公開時効果で《ブラックパンサー》を破壊した場合、別のロケーションに出た《ブラックパンサー》のコピーカードは、破壊される直前のパワーを引き継いだ状態で「自身のパワーを2倍にする」効果を再発動します。 ▶︎公開時効果の対象について 公開時効果は、一部の例外を除き「裏向きのカード」を対象にできません。 主な「例外」には下記が該当します。裏向きのカードを強制移動する：《ジャガーノート》 裏向きのカードをパワー上昇条件に含める：《ウルフスベーン》 裏向きのカードの効果テキストを除去する：《アライオス》 ▶︎公開時効果を無力化する主なカード 一部のカードは、公開時効果の発動を禁止したり、除去したり、発動前の状態に巻き戻す効果を持っています。公開時効果の発動を禁止する：《コスモ》 公開時効果を除去する：《リーチ》、《ゼロ》 公開時効果によるパワー変動を初期化する：《ルーク・ケイジ》、《シャドウキング》 ターン自体を巻き戻す：《カーン》 公開型のロケーション効果 ロケーション効果の中には、カードの公開時効果と同じように作用するものがあります。 詳しくは、こちらを参照してください。 ▶︎用語集へ戻る ▶︎トップページへ戻る
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岡ストライカーズＰＶの映像の再生回数に応じて公開する 「衝撃の一枚！これからのイナズマイレブンGO」はこれだ！！ の、 第二弾 「鬼道」「風丸」「吹雪」「壁山」「不動」、そして「冬花」はいま！？ 合計再生回数200,000回（後に70,000回）以上で公開！