JP2003529963A - デジタルコンテンツの著作権侵害を防止するための方法と装置 - Google Patents
デジタルコンテンツの著作権侵害を防止するための方法と装置Info
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Abstract
(57)【要約】
デジタルコンテンツ（２１５）へのアクセスを暗号法により規制するための安全な暗号権利ユニット（２２５）は、インタフェース制御プロセッサ（２３５）およびメモリ（２６５）へのアクセスを保護する専用暗号ユニット（２６）を備える。その後、暗号ユニットは格納されている権利鍵を使用して、制御プロセッサ（２３５）から受け取った他のデータを変換してコンテンツ復号化鍵（２６７）を出力する。制御プロセッサ（２３５）は保護メモリ（２６５）に直接アクセスする機能を持たないため、制御プロセッサ（２３５）が損なわれたとしてもセキュリティの効果は持続する。暗号変換のリバースエンジニアリングを防止するために、本発明では、ランダムソースを使用して機会読み取り可能形式でアルゴリズム定義を出力するアルゴリズム生成器を提示している。生成器自体に秘密が含まれることはないため、送信して公開照査を受けさせることができる。他の特徴によれば、コンテンツプロバイダ（２００）は、出力デバイス（２８０）によって解読されたコンテンツ（２７５）を得ることができるユーザ（２９０）のアクセスを検索することができる。
Description
【０００１】
（発明の分野）
本発明は、デジタルコンテンツを配布するためのシステムに関するものであり
、より具体的には、デジタルコンテンツを配布するためのシステムのセキュリテ
ィを改善するための方法と装置に関するものである。
、より具体的には、デジタルコンテンツを配布するためのシステムのセキュリテ
ィを改善するための方法と装置に関するものである。
【０００２】
（発明の背景）
概要
貴重なコンテンツを保護するシステムには、効果的なセキュリティ対策が必要
である。映画館に運ばれるフィルムなど、物理的形態で配布されるコンテンツに
ついては、物理的セキュリティ対策で十分な場合がある。しかし残念なことに、
従来の物理的セキュリティ手法は遅く、費用がかかり、煩わしく、また非物理的
コンテンツ配布モデル（ｎｏｎ−ｐｈｙｓｉｃａｌ ｃｏｎｔｅｎｔ ｄｉｓｔ
ｒｉｂｕｔｉｏｎ ｍｏｄｅｌｓ）といっしょには使用できない。そのため、コ
ンテンツプロバイダ（ｃｏｎｔｅｎｔ ｐｒｏｖｉｄｅｒｓ）は許可されたユー
ザのみがデータにアクセスできるようにするため暗号ハードウェアに頼っている
。
である。映画館に運ばれるフィルムなど、物理的形態で配布されるコンテンツに
ついては、物理的セキュリティ対策で十分な場合がある。しかし残念なことに、
従来の物理的セキュリティ手法は遅く、費用がかかり、煩わしく、また非物理的
コンテンツ配布モデル（ｎｏｎ−ｐｈｙｓｉｃａｌ ｃｏｎｔｅｎｔ ｄｉｓｔ
ｒｉｂｕｔｉｏｎ ｍｏｄｅｌｓ）といっしょには使用できない。そのため、コ
ンテンツプロバイダ（ｃｏｎｔｅｎｔ ｐｒｏｖｉｄｅｒｓ）は許可されたユー
ザのみがデータにアクセスできるようにするため暗号ハードウェアに頼っている
。
【０００３】
復号化鍵（ｄｅｃｒｙｐｔｉｏｎ ｋｅｙ）の誤用を防ぐため、コンテンツ復
号化鍵を管理するのに使用する暗号ハードウェアに不正操作防止（ｔａｍｐｅｒ
−ｒｅｓｉｓｔａｎｔ）機能を備えなければならない。効果的な不正操作防止ハ
ードウェアを構築することは、特に、断固とした攻撃の対象となるシステムにつ
いては、システムが大規模であったり、高価値の内容を保護することから非常に
困難であることがわかっている。そのため、多くのシステム（大半の衛星テレビ
放送システムを含む）では、スマートカードなどの交換可能なセキュリティデバ
イスを使用し、再生システムを丸ごと交換しなくても攻撃の後セキュリティを再
度確立できるようにしている。しかしながら、前払い電話、有料放送テレビ、お
よびトランジットアプリケーション（ｔｒａｎｓｉｔ ａｐｐｌｉｃａｔｉｏｎ
ｓ）に使用されるスマートカードは、よく壊れる。たとえば、１９９８年に攻撃
の対象となったドイツで使用されているプリペイドのテレホンカードの推定損失
額は３８００万米ドルであった（″Ｐｉｒａｔｅｓ Ｃａｓｈ ｉｎ ｏｎ Ｗ
ｅａｋ Ｃｈｉｐｓ，″ Ｗｉｒｅｄ Ｎｅｗｓ， Ｍａｙ ２２， １９９８
）。同様に、有線および前払い衛星テレビサービスのアクセスカード（ａｃｃｅ
ｓｓ ｃａｒｄ）およびシステムは、絶えず「ハッキング」の対象となっており
、コストのかかるカード交換を繰り返し行う必要がある。
号化鍵を管理するのに使用する暗号ハードウェアに不正操作防止（ｔａｍｐｅｒ
−ｒｅｓｉｓｔａｎｔ）機能を備えなければならない。効果的な不正操作防止ハ
ードウェアを構築することは、特に、断固とした攻撃の対象となるシステムにつ
いては、システムが大規模であったり、高価値の内容を保護することから非常に
困難であることがわかっている。そのため、多くのシステム（大半の衛星テレビ
放送システムを含む）では、スマートカードなどの交換可能なセキュリティデバ
イスを使用し、再生システムを丸ごと交換しなくても攻撃の後セキュリティを再
度確立できるようにしている。しかしながら、前払い電話、有料放送テレビ、お
よびトランジットアプリケーション（ｔｒａｎｓｉｔ ａｐｐｌｉｃａｔｉｏｎ
ｓ）に使用されるスマートカードは、よく壊れる。たとえば、１９９８年に攻撃
の対象となったドイツで使用されているプリペイドのテレホンカードの推定損失
額は３８００万米ドルであった（″Ｐｉｒａｔｅｓ Ｃａｓｈ ｉｎ ｏｎ Ｗ
ｅａｋ Ｃｈｉｐｓ，″ Ｗｉｒｅｄ Ｎｅｗｓ， Ｍａｙ ２２， １９９８
）。同様に、有線および前払い衛星テレビサービスのアクセスカード（ａｃｃｅ
ｓｓ ｃａｒｄ）およびシステムは、絶えず「ハッキング」の対象となっており
、コストのかかるカード交換を繰り返し行う必要がある。
【０００４】
スマートカードは、暗号アルゴリズム、プロトコル、ソフトウェア、およびチ
ップハードウェアに対するさまざまな攻撃に対抗できなければならない。しかし
残念なことに、セキュリティ上の欠陥のない高度なプロトコルを実装するスマー
トカードの設計は、非常に困難な作業であることが判明しており、それは、設計
のどの部分についても予測していない問題や誤りがありそのためカード全体のセ
キュリティが確実なものとならないからである。コスト面の問題もまた攻撃者に
とって有利であるが、スマートカードのコストは１ドルから１５ドルの範囲であ
り、それでも数千ドル相当のサービスや情報を保護すると信頼できる。
ップハードウェアに対するさまざまな攻撃に対抗できなければならない。しかし
残念なことに、セキュリティ上の欠陥のない高度なプロトコルを実装するスマー
トカードの設計は、非常に困難な作業であることが判明しており、それは、設計
のどの部分についても予測していない問題や誤りがありそのためカード全体のセ
キュリティが確実なものとならないからである。コスト面の問題もまた攻撃者に
とって有利であるが、スマートカードのコストは１ドルから１５ドルの範囲であ
り、それでも数千ドル相当のサービスや情報を保護すると信頼できる。
【０００５】
スマートカードシステムは、攻撃者がそのセキュリティを破ることに興味を持
っている場合にのみ重大な攻撃を受ける。背景技術のスマートカード設計では、
攻撃者がいったんあるカードを損なう手段を開発してしまえば、攻撃者が多数の
カードのセキュリティを破るための増分コストは通常、非常に小さい。その結果
、スマートカードのセキュリティ対策では、通常、カードのセキュリティを破る
ことを難しくすることにより初期攻撃を防止することに重点を置いている。たと
えば、ベンダはデバイスのリバースエンジニアリングやカードのＲＯＭのイメー
ジ処理にかかるコストを高めようとしている。このような手法は、最初にシステ
ムを破るのにかかるコストが高くなるため有効であるが、非常に大規模なシステ
ムの場合には、攻撃者が飽くことのない攻撃を続け結局は成功するため効果がな
い。
っている場合にのみ重大な攻撃を受ける。背景技術のスマートカード設計では、
攻撃者がいったんあるカードを損なう手段を開発してしまえば、攻撃者が多数の
カードのセキュリティを破るための増分コストは通常、非常に小さい。その結果
、スマートカードのセキュリティ対策では、通常、カードのセキュリティを破る
ことを難しくすることにより初期攻撃を防止することに重点を置いている。たと
えば、ベンダはデバイスのリバースエンジニアリングやカードのＲＯＭのイメー
ジ処理にかかるコストを高めようとしている。このような手法は、最初にシステ
ムを破るのにかかるコストが高くなるため有効であるが、非常に大規模なシステ
ムの場合には、攻撃者が飽くことのない攻撃を続け結局は成功するため効果がな
い。
【０００６】
前払いと後払い
背景技術の多くのシステムでは、デジタルコンテンツを暗号化形式で配布して
いる。コンテンツを復号するのに必要な鍵またはアルゴリズムへのアクセスは、
コンテンツ所有者（ｃｏｎｔｅｎｔ ｏｗｎｅｒ）に対しアクセスポリシー（ａ
ｃｃｅｓｓ ｐｏｌｉｃｉｅｓ）を強制する権利管理システムによって規制され
る。アクセスポリシーは、それぞれ複雑さが大きく異なる。たとえば、最も単純
な方式では単に支払い後に復号化鍵を渡すだけであるが、Ｇｉｎｔｅｒ 他の米
国特許第５，９１５，０１９号に記載されている方式ではかなり高度で柔軟性の
高い配布メカニズムを提示している。
いる。コンテンツを復号するのに必要な鍵またはアルゴリズムへのアクセスは、
コンテンツ所有者（ｃｏｎｔｅｎｔ ｏｗｎｅｒ）に対しアクセスポリシー（ａ
ｃｃｅｓｓ ｐｏｌｉｃｉｅｓ）を強制する権利管理システムによって規制され
る。アクセスポリシーは、それぞれ複雑さが大きく異なる。たとえば、最も単純
な方式では単に支払い後に復号化鍵を渡すだけであるが、Ｇｉｎｔｅｒ 他の米
国特許第５，９１５，０１９号に記載されている方式ではかなり高度で柔軟性の
高い配布メカニズムを提示している。
【０００７】
このような方式で最も一般的な２つの支払い方法として、前払いと後払いがあ
る。これらの方式はセキュリティ要件が異なるため、そのアーキテクチャと標準
的要件を別々に説明する。
る。これらの方式はセキュリティ要件が異なるため、そのアーキテクチャと標準
的要件を別々に説明する。
【０００８】
前払い方式では、ユーザはコンテンツプロバイダから事前許可を得る。通常の
前払いシステムでは、ユーザは支払いを済ませた後（または支払う約束をしてか
ら）、購入したコンテンツにアクセスするためのコンテンツ復号化鍵を受け取る
。
前払いシステムでは、ユーザは支払いを済ませた後（または支払う約束をしてか
ら）、購入したコンテンツにアクセスするためのコンテンツ復号化鍵を受け取る
。
【０００９】
前払いシステムは、さまざまな攻撃に抵抗できなければならない。ある種の攻
撃では、暗号化（またはコンテンツの無許可使用を防止するためのその他の保護
メカニズム）を直接破る。別の攻撃では、復号化された後にデジタルコンテンツ
を捕捉し再配布する。また他の攻撃では、コンテンツ復号化鍵の無許可再配布を
行う。さらにまた他の攻撃では、アナログ形式のコンテンツを（たとえば、ユー
ザに見せるときに）捕捉する。
撃では、暗号化（またはコンテンツの無許可使用を防止するためのその他の保護
メカニズム）を直接破る。別の攻撃では、復号化された後にデジタルコンテンツ
を捕捉し再配布する。また他の攻撃では、コンテンツ復号化鍵の無許可再配布を
行う。さらにまた他の攻撃では、アナログ形式のコンテンツを（たとえば、ユー
ザに見せるときに）捕捉する。
【００１０】
効果的に防止できる攻撃もあれば、コンテンツ配布者に財務面の重大な脅威と
ならない攻撃もある。強力な暗号化アルゴリズム（三重ＤＥＳなどの）も、正し
い復号化鍵を持たない攻撃者を阻止する信頼性の高い機能を持つ。復号化された
コンテンツに対する攻撃は、コンテンツの価値が時間の経過とともに減少する場
合や、再記録プロセスによりコンテンツの品質が著しく低下する場合にはあまり
重大なものではない。電子透かし手法も、いくつかのコンテンツ記録攻撃の防止
、検出、または追跡を実行できる。復号化鍵のコピーを伴う攻撃は、重大であり
、防止の難しいことが実証されている。通常、異なる暗号文を各潜在的ユーザに
送信するのは不可能であったり、コストがかかりすぎるため、攻撃者は復号化鍵
を１回だけ購入し、それから無許可当事者に再配布することがある。
ならない攻撃もある。強力な暗号化アルゴリズム（三重ＤＥＳなどの）も、正し
い復号化鍵を持たない攻撃者を阻止する信頼性の高い機能を持つ。復号化された
コンテンツに対する攻撃は、コンテンツの価値が時間の経過とともに減少する場
合や、再記録プロセスによりコンテンツの品質が著しく低下する場合にはあまり
重大なものではない。電子透かし手法も、いくつかのコンテンツ記録攻撃の防止
、検出、または追跡を実行できる。復号化鍵のコピーを伴う攻撃は、重大であり
、防止の難しいことが実証されている。通常、異なる暗号文を各潜在的ユーザに
送信するのは不可能であったり、コストがかかりすぎるため、攻撃者は復号化鍵
を１回だけ購入し、それから無許可当事者に再配布することがある。
【００１１】
背景技術で知られているシステムでは、コンテンツ復号化鍵をユーザの再生デ
バイス（またはその一部）に接続されている不正操作防止暗号ユニットに暗号化
形式で配布する。長期的な値を持つ復号化鍵は暗号化されていない形式で公開さ
れることはないため、不正操作防止モジュールが破れないものであれば、多くの
攻撃者を抑止できる。
バイス（またはその一部）に接続されている不正操作防止暗号ユニットに暗号化
形式で配布する。長期的な値を持つ復号化鍵は暗号化されていない形式で公開さ
れることはないため、不正操作防止モジュールが破れないものであれば、多くの
攻撃者を抑止できる。
【００１２】
暗号ユニットを実装するために使用されるスマートカードおよびその他の不正
操作防止暗号ハードウェアは多くの場合、性能も帯域幅も制限されているため、
暗号ユニットを使って主コンテンツ復号化鍵から短命の副鍵を生成することが多
い。これらの副鍵を主再生デバイスなどのシステムのあまりセキュリティが高く
ない部分に送信し、これを使用して、コンテンツ自体の復号化を行う。
操作防止暗号ハードウェアは多くの場合、性能も帯域幅も制限されているため、
暗号ユニットを使って主コンテンツ復号化鍵から短命の副鍵を生成することが多
い。これらの副鍵を主再生デバイスなどのシステムのあまりセキュリティが高く
ない部分に送信し、これを使用して、コンテンツ自体の復号化を行う。
【００１３】
したがってシステムのセキュリティは、暗号ユニットのセキュリティに左右さ
れる。暗号ユニットが損なわれていると、攻撃者は復号化鍵とアルゴリズムを判
別し、それを使って（たとえば、許可された暗号ユニットおよび／または再生デ
バイス全体をエミュレートすることにより）許可なくコンテンツにアクセスする
ことができる。
れる。暗号ユニットが損なわれていると、攻撃者は復号化鍵とアルゴリズムを判
別し、それを使って（たとえば、許可された暗号ユニットおよび／または再生デ
バイス全体をエミュレートすることにより）許可なくコンテンツにアクセスする
ことができる。
【００１４】
後払い方式では、ユーザは、コンテンツプロバイダに通知せずに、または事前
に許可を得ずに、ある種のコンテンツにアクセスするかどうかを決定できる。そ
の代わりに、コンテンツプロバイダは、後から、ユーザの使用度を監査し、請求
する適切な料金を決定する。背景技術のある種のシステムでは、後払いのことを
ペイパービュー方式と呼んでいる。
に許可を得ずに、ある種のコンテンツにアクセスするかどうかを決定できる。そ
の代わりに、コンテンツプロバイダは、後から、ユーザの使用度を監査し、請求
する適切な料金を決定する。背景技術のある種のシステムでは、後払いのことを
ペイパービュー方式と呼んでいる。
【００１５】
後払い方式は、前払いシステムに対する上述の攻撃を受けやすいだけでなく、
他のさまざまな攻撃にも脆弱である。たとえば、ユーザの購入監査記録は、コン
テンツプロバイダがそれを取り出すまで保存しておく必要がある。記録が修正さ
れたり破壊されたりすると、コンテンツプロバイダが請求すべき正しい金額を確
定することが不可能になる場合がある。そのため、監査データを保管する安全な
記憶装置が暗号ユニットに必要である。
他のさまざまな攻撃にも脆弱である。たとえば、ユーザの購入監査記録は、コン
テンツプロバイダがそれを取り出すまで保存しておく必要がある。記録が修正さ
れたり破壊されたりすると、コンテンツプロバイダが請求すべき正しい金額を確
定することが不可能になる場合がある。そのため、監査データを保管する安全な
記憶装置が暗号ユニットに必要である。
【００１６】
暗号化手法では監査データを改竄されないように保護することができるが（た
だし、暗号ユニットが損なわれていない場合）、ユーザは一般に、監査プロセス
を禁止することもできる。たとえば、多くの民生用システムでは、双方向通信に
電話による通話が必要であり、ユーザは単に電話回線を切断するだけでこれを禁
止できる。ユーザは自分の購入内容を隠すために暗号ユニットを破壊することさ
えできる場合が多い。その結果、ユーザに監査を許可させるための対策が一般に
必要である。たとえば、しかるべき時にきちんとした監査が実行されない場合に
サービスを終了したり、追加後払い（ペイパーユース方式）コンテンツへのアク
セスを禁止することによりユーザにペナルティを課すことが可能である。バック
エンドシステムでも、ユーザに監査不履行のペナルティやその他の料金を課すこ
とができる。
だし、暗号ユニットが損なわれていない場合）、ユーザは一般に、監査プロセス
を禁止することもできる。たとえば、多くの民生用システムでは、双方向通信に
電話による通話が必要であり、ユーザは単に電話回線を切断するだけでこれを禁
止できる。ユーザは自分の購入内容を隠すために暗号ユニットを破壊することさ
えできる場合が多い。その結果、ユーザに監査を許可させるための対策が一般に
必要である。たとえば、しかるべき時にきちんとした監査が実行されない場合に
サービスを終了したり、追加後払い（ペイパーユース方式）コンテンツへのアク
セスを禁止することによりユーザにペナルティを課すことが可能である。バック
エンドシステムでも、ユーザに監査不履行のペナルティやその他の料金を課すこ
とができる。
【００１７】
後払いシステムは、コンテンツプロバイダとの生のやり取りがなくても購入が
行えるため、伴うリスクが大きい。そのため、ユーザが購入する可能性のあるす
べてのコンテンツを表示する暗号鍵をあらかじめ各暗号ユニットにプログラムす
る必要がある。その結果、単一の暗号モジュールが損なわれると、システム内の
すべての後払いコンテンツも損なわれるおそれがある。
行えるため、伴うリスクが大きい。そのため、ユーザが購入する可能性のあるす
べてのコンテンツを表示する暗号鍵をあらかじめ各暗号ユニットにプログラムす
る必要がある。その結果、単一の暗号モジュールが損なわれると、システム内の
すべての後払いコンテンツも損なわれるおそれがある。
【００１８】
多くのシステムでは、前払い方式と後払い方式を組合せて使用している。前払
いは、一般に、加入に基づいて販売されるコンテンツへのアクセスを規制する場
合に使用される。たとえば、電子ニュースサービス、音楽チャネル、加入テレビ
チャネルなどへのアクセスは、一般に、前払いに基づいて販売される。プレミア
ムコンテンツは後払い（ペイパーユース）方式で提供されることが多く、ユーザ
はいつでもコンテンツを利用できるが、使用している暗号モジュールから、利用
したプレミアムコンテンツの一覧をコンテンツプロバイダに定期的に送る。この
タイプの後払いは、「Ｄｉｖｘ」ビデオ再生システムだけでなく、大半の有線お
よび衛星テレビの「ペイパービュー」方式で使用される。後払いプロトコルは、
監査を正しく実施させるにはペナルティが不十分な場合や、アクセスを許可する
前にコンテンツプロバイダとの双方向通信を開始するコストおよび労力を相殺す
るにはリスクが十分に大きい場合に、極端に高い価格のペイパービュー方式コン
テンツに使用できる。
いは、一般に、加入に基づいて販売されるコンテンツへのアクセスを規制する場
合に使用される。たとえば、電子ニュースサービス、音楽チャネル、加入テレビ
チャネルなどへのアクセスは、一般に、前払いに基づいて販売される。プレミア
ムコンテンツは後払い（ペイパーユース）方式で提供されることが多く、ユーザ
はいつでもコンテンツを利用できるが、使用している暗号モジュールから、利用
したプレミアムコンテンツの一覧をコンテンツプロバイダに定期的に送る。この
タイプの後払いは、「Ｄｉｖｘ」ビデオ再生システムだけでなく、大半の有線お
よび衛星テレビの「ペイパービュー」方式で使用される。後払いプロトコルは、
監査を正しく実施させるにはペナルティが不十分な場合や、アクセスを許可する
前にコンテンツプロバイダとの双方向通信を開始するコストおよび労力を相殺す
るにはリスクが十分に大きい場合に、極端に高い価格のペイパービュー方式コン
テンツに使用できる。
【００１９】
暗号権利ユニット（ＣＲＵ）（Ｃｒｙｐｔｏｇｒａｐｈｉｃ Ｒｉｇｈｔｓ
Ｕｎｉｔ） コンテンツ配布システムで使用する秘密鍵およびアルゴリズムを管理し保護す
る暗号ユニットの設計およびアーキテクチャはさまざまなものが提案され、使用
されている。鍵の保護について正規ユーザが信頼に足る場合、ソフトウェア専用
方式は許容できるものであり、専用ハードウェアを構築し配布するコストおよび
出費を避けられる利点がある。しかし、多くの場合、不正操作防止モジュールが
必要である。
Ｕｎｉｔ） コンテンツ配布システムで使用する秘密鍵およびアルゴリズムを管理し保護す
る暗号ユニットの設計およびアーキテクチャはさまざまなものが提案され、使用
されている。鍵の保護について正規ユーザが信頼に足る場合、ソフトウェア専用
方式は許容できるものであり、専用ハードウェアを構築し配布するコストおよび
出費を避けられる利点がある。しかし、多くの場合、不正操作防止モジュールが
必要である。
【００２０】
完全なセキュリティを実現できるアーキテクチャはない。たとえば、許可され
た衛星テレビ受像機（受像機の暗号権利ユニットを含む）の正確なレプリカはオ
リジナルと同じ信号を表示できる。そのため、セキュリティは、許可された再生
デバイスのワーキングコピーまたはエミュレータの構築を攻撃者からいかに防ぐ
かにかかっている。
た衛星テレビ受像機（受像機の暗号権利ユニットを含む）の正確なレプリカはオ
リジナルと同じ信号を表示できる。そのため、セキュリティは、許可された再生
デバイスのワーキングコピーまたはエミュレータの構築を攻撃者からいかに防ぐ
かにかかっている。
【００２１】
市販で配備されている方式では通常、不正操作防止ハードウェアモジュールを
使用してコンテンツプロバイダのアクセスポリシーを強制する。図１は、暗号化
されたコンテンツへのアクセスを規制するための背景技術のスマートカードを示
している。システム例には、ＲＯＭ １１５、ＥＥＰＲＯＭ １２５、およびＲ
ＡＭ １２０の３種類のメモリ１１０が備えられている。それぞれのタイプのメ
モリは利点、欠点がある。ＲＯＭは高速でしかも安価であるが、修正ができず、
高度なイメージ処理手法を使って読めることが多い。ＲＡＭは、高速であり、更
新も高速に実行できるが、電力供給が途絶えると内容を喪失する。ＥＥＰＲＯＭ
は、電力供給が停止してもその内容を保持しているが、製造費用が比較的高く、
修正に要する時間もかなりかかる。
使用してコンテンツプロバイダのアクセスポリシーを強制する。図１は、暗号化
されたコンテンツへのアクセスを規制するための背景技術のスマートカードを示
している。システム例には、ＲＯＭ １１５、ＥＥＰＲＯＭ １２５、およびＲ
ＡＭ １２０の３種類のメモリ１１０が備えられている。それぞれのタイプのメ
モリは利点、欠点がある。ＲＯＭは高速でしかも安価であるが、修正ができず、
高度なイメージ処理手法を使って読めることが多い。ＲＡＭは、高速であり、更
新も高速に実行できるが、電力供給が途絶えると内容を喪失する。ＥＥＰＲＯＭ
は、電力供給が停止してもその内容を保持しているが、製造費用が比較的高く、
修正に要する時間もかなりかかる。
【００２２】
ＲＯＭおよび／またはＥＥＰＲＯＭは一般に、ソフトウェアを格納し、マイク
ロプロセッサ１４０がこのソフトウェアを実行する。ソフトウェアは、コンテン
ツを復号化する際に必要なプロトコルおよび暗号鍵を実装および／または管理す
る命令を含む。コストやメモリ、Ｉ／Ｏ帯域幅の制限により、不正操作防止モジ
ュール内の大量のデータを復号化するのは困難であるため、不正操作防止モジュ
ールでは、コンテンツの個々のブロックまたはストリームのコンテンツ復号化鍵
を再生システムに送り、そこで、大量データの復号化を実行する。暗号プロセッ
サ１５０は、オプションにより、計算に必要な時間を短縮またはプログラムコー
ド量を減らすことにより、あるいはリバースエンジニアリングが困難な混乱した
アルゴリズムを実装することにより、暗号計算を支援することができる。
ロプロセッサ１４０がこのソフトウェアを実行する。ソフトウェアは、コンテン
ツを復号化する際に必要なプロトコルおよび暗号鍵を実装および／または管理す
る命令を含む。コストやメモリ、Ｉ／Ｏ帯域幅の制限により、不正操作防止モジ
ュール内の大量のデータを復号化するのは困難であるため、不正操作防止モジュ
ールでは、コンテンツの個々のブロックまたはストリームのコンテンツ復号化鍵
を再生システムに送り、そこで、大量データの復号化を実行する。暗号プロセッ
サ１５０は、オプションにより、計算に必要な時間を短縮またはプログラムコー
ド量を減らすことにより、あるいはリバースエンジニアリングが困難な混乱した
アルゴリズムを実装することにより、暗号計算を支援することができる。
【００２３】
前払いおよび後払いの両方式をサポートするために、前払い権利鍵または特権
の追加、購入の記録（後払いの場合）、コンテンツ復号化鍵の導出（前払いまた
は後払いのいずれかで）、および後払い監査の少なくとも４つの基本操作をＩ／
Ｏインタフェース１４５上でサポートしている。
の追加、購入の記録（後払いの場合）、コンテンツ復号化鍵の導出（前払いまた
は後払いのいずれかで）、および後払い監査の少なくとも４つの基本操作をＩ／
Ｏインタフェース１４５上でサポートしている。
【００２４】
図１のデバイスは、潜在的にさまざまな方法で攻撃される可能性がある。攻撃
者は、通常、チップの物理的イメージ処理またはイオンビームリソグラフィを使
用するターゲットチップの修正などの広範な手法を用いて、デバイスからソフト
ウェアコードを抽出することから始める。ＲＯＭおよび／またはＥＥＰＲＯＭの
抽出を実行するさまざまな手法は比較的大きな費用がかかるが、作業自体は一度
実行するだけでよく、それはシステム内のすべてのユニットは通常、同じまたは
類似のソフトウェアを使用しているからである。不正操作防止チップコーティン
グ、メモリ暗号化などのいくつかの手法は、メモリ抽出攻撃を困難なものにする
ことができるが、このような手法は実装に費用がかかり、ソフトウェア抽出の実
効のコストを引き上げるだけである。
者は、通常、チップの物理的イメージ処理またはイオンビームリソグラフィを使
用するターゲットチップの修正などの広範な手法を用いて、デバイスからソフト
ウェアコードを抽出することから始める。ＲＯＭおよび／またはＥＥＰＲＯＭの
抽出を実行するさまざまな手法は比較的大きな費用がかかるが、作業自体は一度
実行するだけでよく、それはシステム内のすべてのユニットは通常、同じまたは
類似のソフトウェアを使用しているからである。不正操作防止チップコーティン
グ、メモリ暗号化などのいくつかの手法は、メモリ抽出攻撃を困難なものにする
ことができるが、このような手法は実装に費用がかかり、ソフトウェア抽出の実
効のコストを引き上げるだけである。
【００２５】
攻撃者は、ソフトウェアをいったん知ると、コードのリバースエンジニアリン
グを行い、抽出した領域に含まれるすべての暗号アルゴリズムと鍵を生成する。
これもまた、混乱または非標準ソフトウェアの使用など、ある種の手法により、
このプロセスをいくぶん難しくすることができる。
グを行い、抽出した領域に含まれるすべての暗号アルゴリズムと鍵を生成する。
これもまた、混乱または非標準ソフトウェアの使用など、ある種の手法により、
このプロセスをいくぶん難しくすることができる。
【００２６】
暗号プロセッサ１５０が存在していないと、攻撃者は次いでターゲットデバイ
スのエミュレータを作成する場合がある。エミュレータが開発されると、多くの
場合システムのプロバイダがすべてのＣＲＵを入れ換えることなくセキュリティ
を再度確保することは難しい。ＥＥＰＲＯＭ内のソフトウェアまたは鍵の一部分
の更新ができるように正規のデバイスを構成した場合でも、エミュレータは同じ
更新を簡単に受け付け、コンテンツプロバイダがどうにかして損なわれた鍵を識
別し対応するアカウントへのサービス提供を停止するようにしないと動作し続け
る。
スのエミュレータを作成する場合がある。エミュレータが開発されると、多くの
場合システムのプロバイダがすべてのＣＲＵを入れ換えることなくセキュリティ
を再度確保することは難しい。ＥＥＰＲＯＭ内のソフトウェアまたは鍵の一部分
の更新ができるように正規のデバイスを構成した場合でも、エミュレータは同じ
更新を簡単に受け付け、コンテンツプロバイダがどうにかして損なわれた鍵を識
別し対応するアカウントへのサービス提供を停止するようにしないと動作し続け
る。
【００２７】
エミュレータが不完全であり、正規のデバイスがソフトウェア更新が可能なよ
うに構成されている場合、エミュレータが正しく処理しない方法で正規デバイス
を修正することが可能である。残念なことに攻撃者が行うのはエミュレータの修
正だけである。たとえば、著作権侵害行為で、パーソナルコンピュータを動作さ
せるＣＲＵエミュレータが作成され、エミュレータの動作のエラーを修正するよ
うにエミュレータソフトウェアが更新されている。
うに構成されている場合、エミュレータが正しく処理しない方法で正規デバイス
を修正することが可能である。残念なことに攻撃者が行うのはエミュレータの修
正だけである。たとえば、著作権侵害行為で、パーソナルコンピュータを動作さ
せるＣＲＵエミュレータが作成され、エミュレータの動作のエラーを修正するよ
うにエミュレータソフトウェアが更新されている。
【００２８】
コード更新機能は、諸刃の剣である、つまり攻撃者を阻止できるが、攻撃者も
裏をかいて悪意のあるコードを正規のデバイスに挿入することができる。コード
更新は電子署名および／またはＭＡＣ（メッセージ確認コード）で保護されてい
るが、ハードウェア、ソフトウェア、および／または暗号法に対する攻撃により
リスクが著しく高まる。また、攻撃者が他の方法で、たとえば、ポインタエラー
につけ込んでメモリ更新をコード領域にリダイレクトするなどの方法でコードを
挿入することも可能である。
裏をかいて悪意のあるコードを正規のデバイスに挿入することができる。コード
更新は電子署名および／またはＭＡＣ（メッセージ確認コード）で保護されてい
るが、ハードウェア、ソフトウェア、および／または暗号法に対する攻撃により
リスクが著しく高まる。また、攻撃者が他の方法で、たとえば、ポインタエラー
につけ込んでメモリ更新をコード領域にリダイレクトするなどの方法でコードを
挿入することも可能である。
【００２９】
たとえば、攻撃者がマイクロプロセッサ１４０をだまして悪意のある（つまり
、攻撃者が書いた）コードを実行させることができる場合、攻撃者は第１のコー
ドを使用してより悪意のあるコードをＥＥＰＲＯＭ １２５またはＲＡＭ １２
０にロードすることができる。この悪意のあるコードはさらに、たとえば、非暗
号化保護をバイパスし、後払い監査記録を削除し、権利鍵などの暗号鍵を追加／
修正／出力する無許可機能を追加することによりデバイスをさらに修正すること
ができる。一部の手法（鍵導出プロセスの一部としてＥＥＰＲＯＭの内容をハッ
シュするなど）を試みてこのような攻撃を検出しようとしたが、こうした手法は
あまり効果的ではない傾向があり、賢明な攻撃者はこれを回避している。マイク
ロプロセッサ１４０でＲＯＭ １１５からのコードのみを実行するようにするこ
とも可能であるが、システム設計者は問題箇所にパッチを当てたり、バグに対処
するコード更新を送信することが不可能になる。
、攻撃者が書いた）コードを実行させることができる場合、攻撃者は第１のコー
ドを使用してより悪意のあるコードをＥＥＰＲＯＭ １２５またはＲＡＭ １２
０にロードすることができる。この悪意のあるコードはさらに、たとえば、非暗
号化保護をバイパスし、後払い監査記録を削除し、権利鍵などの暗号鍵を追加／
修正／出力する無許可機能を追加することによりデバイスをさらに修正すること
ができる。一部の手法（鍵導出プロセスの一部としてＥＥＰＲＯＭの内容をハッ
シュするなど）を試みてこのような攻撃を検出しようとしたが、こうした手法は
あまり効果的ではない傾向があり、賢明な攻撃者はこれを回避している。マイク
ロプロセッサ１４０でＲＯＭ １１５からのコードのみを実行するようにするこ
とも可能であるが、システム設計者は問題箇所にパッチを当てたり、バグに対処
するコード更新を送信することが不可能になる。
【００３０】
背景技術のアーキテクチャを使用してすべての主要な攻撃を高い信頼性で防止
することは極端に困難であるか、または不可能である。攻撃者は、マイクロプロ
セッサ１４０で実行されるソフトウェアをリバースエンジニアリングすると、ソ
フトウェアの欠陥またはその他の実装上の弱点を見つけてそこにつけ込む。する
とこうした弱点によりデバイスのソフトウェアの無許可修正が可能なる場合、コ
ンテンツプロバイダ専用の暗号権利ユニット（ＣＲＵ）および／または再生ハー
ドウェアはシステムに攻撃にさえ使用できるようになる。「Ｅｕｒｏｐｅａｎ
Ｓｃｒａｍｂｌｉｎｇ Ｓｙｓｔｅｍｓ ５」（Ｊｏｈｎ ＭｃＣｏｒｍａｃ著
、Ｂａｙｌｉｎ Ｐｕｂｌｉｃａｔｉｏｎｓ、１９９６年）という書籍の中で、
既存のいくつかのシステムがどのように設計され攻撃されるか、また背景技術の
アーキテクチャの効果がなぜないのかが説明されている。
することは極端に困難であるか、または不可能である。攻撃者は、マイクロプロ
セッサ１４０で実行されるソフトウェアをリバースエンジニアリングすると、ソ
フトウェアの欠陥またはその他の実装上の弱点を見つけてそこにつけ込む。する
とこうした弱点によりデバイスのソフトウェアの無許可修正が可能なる場合、コ
ンテンツプロバイダ専用の暗号権利ユニット（ＣＲＵ）および／または再生ハー
ドウェアはシステムに攻撃にさえ使用できるようになる。「Ｅｕｒｏｐｅａｎ
Ｓｃｒａｍｂｌｉｎｇ Ｓｙｓｔｅｍｓ ５」（Ｊｏｈｎ ＭｃＣｏｒｍａｃ著
、Ｂａｙｌｉｎ Ｐｕｂｌｉｃａｔｉｏｎｓ、１９９６年）という書籍の中で、
既存のいくつかのシステムがどのように設計され攻撃されるか、また背景技術の
アーキテクチャの効果がなぜないのかが説明されている。
【００３１】
背景技術のアーキテクチャを使用すると、暗号ユニットの弱点により、デバイ
ス全体が非常に損なわれる傾向がある。知られているすべての侵略的、非侵略的
ハードウェア攻撃、ソフトウェア攻撃、プロトコル攻撃、暗号攻撃、障害誘発攻
撃などに対抗するデバイスを構築することは、きわめて困難であり、デバイスが
配備された後も新たな攻撃が発見されることがある。そのため、多くのコンテン
ツプロバイダは高い著作権侵害率を被り、暗号化ユニットが破られると暗号化ユ
ニットの交換の出費がかさむ。
ス全体が非常に損なわれる傾向がある。知られているすべての侵略的、非侵略的
ハードウェア攻撃、ソフトウェア攻撃、プロトコル攻撃、暗号攻撃、障害誘発攻
撃などに対抗するデバイスを構築することは、きわめて困難であり、デバイスが
配備された後も新たな攻撃が発見されることがある。そのため、多くのコンテン
ツプロバイダは高い著作権侵害率を被り、暗号化ユニットが破られると暗号化ユ
ニットの交換の出費がかさむ。
【００３２】
（発明の概要）
本発明は、デジタルコンテンツを配布し保護するために使用されるシステムの
セキュリティを改善することができる。本発明の一実施形態は、エンコードされ
たデジタルコンテンツへのアクセスを規制する不正操作防止デバイスでは、外部
インタフェース、外部インタフェースを制御するためのマイクロプロセッサ、メ
モリ、マイクロプロセッサとメモリとの間でやり取りされるデータを暗号化によ
り変換することによりマイクロプロセッサからメモリを保護するように構成され
ているマイクロプロセッサとメモリとの間に接続される暗号ユニット、および暗
号ユニットからはアクセスできるが、マイクロプロセッサからはアクセスできな
いデバイス鍵を備える。デバイスは、暗号ユニットがメモリの内容を使用してマ
イクロプロセッサから受け取った少なくとも１つのデータ値を変換するように構
成されており、デジタルコンテンツのデコードにはその変換の結果が必要である
。
セキュリティを改善することができる。本発明の一実施形態は、エンコードされ
たデジタルコンテンツへのアクセスを規制する不正操作防止デバイスでは、外部
インタフェース、外部インタフェースを制御するためのマイクロプロセッサ、メ
モリ、マイクロプロセッサとメモリとの間でやり取りされるデータを暗号化によ
り変換することによりマイクロプロセッサからメモリを保護するように構成され
ているマイクロプロセッサとメモリとの間に接続される暗号ユニット、および暗
号ユニットからはアクセスできるが、マイクロプロセッサからはアクセスできな
いデバイス鍵を備える。デバイスは、暗号ユニットがメモリの内容を使用してマ
イクロプロセッサから受け取った少なくとも１つのデータ値を変換するように構
成されており、デジタルコンテンツのデコードにはその変換の結果が必要である
。
【００３３】
すべての可能な著作権侵害攻撃に強いコンテンツ配布システムを設計すること
は不可能であるが、本発明の主要な目的は、攻撃者にとって攻撃が利益を生むも
のとなる可能性を最小にすることである。システムは、すべの攻撃に対抗できる
必要はなく、攻撃者は一般に合理的な振る舞いをし、利益の動機により動かされ
るため、非論理的な攻撃が広がることはない。たとえば、攻撃者のコストとリス
クがコンテンツの正規購入のコストを超える場合、著作権侵害は重大な脅威とは
ならない。
は不可能であるが、本発明の主要な目的は、攻撃者にとって攻撃が利益を生むも
のとなる可能性を最小にすることである。システムは、すべの攻撃に対抗できる
必要はなく、攻撃者は一般に合理的な振る舞いをし、利益の動機により動かされ
るため、非論理的な攻撃が広がることはない。たとえば、攻撃者のコストとリス
クがコンテンツの正規購入のコストを超える場合、著作権侵害は重大な脅威とは
ならない。
【００３４】
攻撃者は、正規のサービスプロバイダと比較して利点と欠点の両方を持つ。そ
の行為は多くの場合違法であるため、高いリスクを負う。配布コストおよび顧客
購入コストは、一般に従来の（正規の）チャネルを使用できないため高くなりが
ちである。著作権侵害サービスの品質と信頼性も劣る傾向にある。他方、攻撃者
はいくつかの大きな利点を持つ。最も重要なのは、無料でコンテンツを取得する
という点である（つまり、著作権を侵害することにより）。多くの場合、コンテ
ンツプロバイダの配布チャネル（たとえば、暗号化された光ディスク、衛星放送
、インターネットサービスの販売など）、再生メカニズム（ケーブルＴＶのセッ
トトップボックス、ＤＶＤプレーヤなど）、およびその他のインフラストラクチ
ャの一部または全部を取り込む。最後に、著作権侵害の顧客はセキュリティ、請
求などについて正規のコンテンツプロバイダから課されるやっかいな手続を避け
ることができる場合がある。
の行為は多くの場合違法であるため、高いリスクを負う。配布コストおよび顧客
購入コストは、一般に従来の（正規の）チャネルを使用できないため高くなりが
ちである。著作権侵害サービスの品質と信頼性も劣る傾向にある。他方、攻撃者
はいくつかの大きな利点を持つ。最も重要なのは、無料でコンテンツを取得する
という点である（つまり、著作権を侵害することにより）。多くの場合、コンテ
ンツプロバイダの配布チャネル（たとえば、暗号化された光ディスク、衛星放送
、インターネットサービスの販売など）、再生メカニズム（ケーブルＴＶのセッ
トトップボックス、ＤＶＤプレーヤなど）、およびその他のインフラストラクチ
ャの一部または全部を取り込む。最後に、著作権侵害の顧客はセキュリティ、請
求などについて正規のコンテンツプロバイダから課されるやっかいな手続を避け
ることができる場合がある。
【００３５】
攻撃者ビジネスモデルはさまざまであるが、本発明は、コンテンツプロバイダ
が著作権侵害を収益のないものとすることにより効果的に排除できるという前提
に基づいている。したがって、本発明の目的はコンテンツを盗む攻撃者が被るコ
ストおよびリスクを高めることである。
が著作権侵害を収益のないものとすることにより効果的に排除できるという前提
に基づいている。したがって、本発明の目的はコンテンツを盗む攻撃者が被るコ
ストおよびリスクを高めることである。
【００３６】
本発明はさらに、コンテンツプロバイダがビジネスを意味のあるものにする著
作権侵害防止対策に投資するだけだという前提に基づく。コンテンツプロバイダ
へのコンテンツ著作権侵害のコストを推定するときに、いくつかの要因を考慮す
る必要がある。直接の収益損失は、潜在的加入者が代わりに著作権侵害されたコ
ンテンツを購入するときに発生する。コンテンツプロバイダがメディア、配布、
再生ハードウェア、テクニカルサポートなどのコストを補助する場合、正規のユ
ーザにも出費が増えることがある。著作権侵害が広がると、コンテンツプロバイ
ダはプレミアムコンテンツを取得できなくなったり、失われたローヤルティの補
償を行うためコンテンツ所有者に支払う必要のある金額が増える。強制および起
訴のコストも著しい場合がある。支払い側ユーザは、自分が対価を支払っている
ものを他のユーザが無料で手に入れているのを見るとがっかりすることすらあり
、サービスの認められた価値が下がる。そこで、本発明の主な目的は、コンテン
ツプロバイダや正規のユーザに対しコストや煩雑さを過度に増すことなくセキュ
リティを改善することである。
作権侵害防止対策に投資するだけだという前提に基づく。コンテンツプロバイダ
へのコンテンツ著作権侵害のコストを推定するときに、いくつかの要因を考慮す
る必要がある。直接の収益損失は、潜在的加入者が代わりに著作権侵害されたコ
ンテンツを購入するときに発生する。コンテンツプロバイダがメディア、配布、
再生ハードウェア、テクニカルサポートなどのコストを補助する場合、正規のユ
ーザにも出費が増えることがある。著作権侵害が広がると、コンテンツプロバイ
ダはプレミアムコンテンツを取得できなくなったり、失われたローヤルティの補
償を行うためコンテンツ所有者に支払う必要のある金額が増える。強制および起
訴のコストも著しい場合がある。支払い側ユーザは、自分が対価を支払っている
ものを他のユーザが無料で手に入れているのを見るとがっかりすることすらあり
、サービスの認められた価値が下がる。そこで、本発明の主な目的は、コンテン
ツプロバイダや正規のユーザに対しコストや煩雑さを過度に増すことなくセキュ
リティを改善することである。
【００３７】
従来のコンテンツ保護方式では一般に、無許可アクセスのコストを最大にする
ことを目指しているが、復号化方式が破れてしまうとメッセージのデコードのコ
ストを増やすのにはほとんど役立たない。攻撃を防止するほかに、本発明ではさ
らに、攻撃が発生した場合に、無許可ユーザの数とともに著作権侵害が増えるの
で、無許可デコードデバイスの普及を最小限に抑えることも目指している。そこ
で、本発明の目的は、デバイスが損なわれた後、複数の無許可の著作権侵害デバ
イスを製作するコストを最大にすることである。この目的は、攻撃者が製作され
る著作権侵害デバイスごとに複雑で費用のかかる物理的侵略攻撃を繰り返さざる
を得ないようにすることにより一部達成される。
ことを目指しているが、復号化方式が破れてしまうとメッセージのデコードのコ
ストを増やすのにはほとんど役立たない。攻撃を防止するほかに、本発明ではさ
らに、攻撃が発生した場合に、無許可ユーザの数とともに著作権侵害が増えるの
で、無許可デコードデバイスの普及を最小限に抑えることも目指している。そこ
で、本発明の目的は、デバイスが損なわれた後、複数の無許可の著作権侵害デバ
イスを製作するコストを最大にすることである。この目的は、攻撃者が製作され
る著作権侵害デバイスごとに複雑で費用のかかる物理的侵略攻撃を繰り返さざる
を得ないようにすることにより一部達成される。
【００３８】
（発明の詳細な説明）
以下では、当業者が本発明を実施し使用できるように説明し、また特定のアプ
リケーションとその要件の文脈において説明を行っている。開示されている実施
形態のさまざまな修正は、当業者であればたやすく理解できるであろうし、また
本明細書で定義している一般的な原理は本発明の精神と範囲を逸脱することなく
他の実施形態およびアプリケーションにも適用できる。
リケーションとその要件の文脈において説明を行っている。開示されている実施
形態のさまざまな修正は、当業者であればたやすく理解できるであろうし、また
本明細書で定義している一般的な原理は本発明の精神と範囲を逸脱することなく
他の実施形態およびアプリケーションにも適用できる。
【００３９】
定義
非対称関数（Ａｓｙｍｍｅｔｒｉｃ Ｆｕｎｃｔｉｏｎ）：秘密鍵がないと補
数演算（逆演算など）を簡単に計算できないが、秘密鍵があると簡単に計算でき
る計算しやすい関数。ＲＳＡ暗号システムは、非対称と考えられるが、それは公
開鍵演算を反転する（つまり、秘密鍵演算を実行する）のは秘密鍵が知られてい
る場合のみ簡単であるためである。
数演算（逆演算など）を簡単に計算できないが、秘密鍵があると簡単に計算でき
る計算しやすい関数。ＲＳＡ暗号システムは、非対称と考えられるが、それは公
開鍵演算を反転する（つまり、秘密鍵演算を実行する）のは秘密鍵が知られてい
る場合のみ簡単であるためである。
【００４０】
コンテンツ復号化鍵（ＣＤＫ）（Ｃｏｎｔｅｎｔ Ｄｅｃｒｙｐｔｉｏｎ Ｋ
ｅｙ）：暗号化されたデジタルコンテンツを復号化するのに必要な鍵。
ｅｙ）：暗号化されたデジタルコンテンツを復号化するのに必要な鍵。
【００４１】
コンテンツプロバイダ（Ｃｏｎｔｅｎｔ Ｐｒｏｖｉｄｅｒ）：コンテンツ配
布システムの暗号部分を管理する実体。コンテンツプロバイダはまた、一般に、
コンテンツ、請求、顧客サービスなどの配布または放送も担当する。コンテンツ
プロバイダの業務は、複数の企業に分割できる。
布システムの暗号部分を管理する実体。コンテンツプロバイダはまた、一般に、
コンテンツ、請求、顧客サービスなどの配布または放送も担当する。コンテンツ
プロバイダの業務は、複数の企業に分割できる。
【００４２】
ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌ（暗号ファイアーウォール）：インタフェース
制御プロセッサ（ＩＣＰ）とＩＣＰが損なわれても保護メモリへのアクセス（お
よび使用）を制御するように設計されている保護メモリとの間に置かれた専用回
路。さらに、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌでは、保護メモリを使用してコンテ
ンツ復号化鍵を導出する。
制御プロセッサ（ＩＣＰ）とＩＣＰが損なわれても保護メモリへのアクセス（お
よび使用）を制御するように設計されている保護メモリとの間に置かれた専用回
路。さらに、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌでは、保護メモリを使用してコンテ
ンツ復号化鍵を導出する。
【００４３】
暗号権利ユニット（ＣＲＵ）（Ｃｒｙｐｔｏｇｒａｐｈｉｃ Ｒｉｇｈｔｓ
Ｕｎｉｔ）：許可されたユーザがデジタルコンテンツへのアクセスを行えるよう
にする暗号演算を実行するように設計された不正操作防止ハードウェアデバイス
。
Ｕｎｉｔ）：許可されたユーザがデジタルコンテンツへのアクセスを行えるよう
にする暗号演算を実行するように設計された不正操作防止ハードウェアデバイス
。
【００４４】
デバイス鍵（Ｄｅｖｉｃｅ ｋｅｙ）：特定のデバイス固有であるのが好まし
いが、少数の類似のデバイス間で共有することもできる暗号鍵またはその他のセ
キュリティ関連パラメータ。
いが、少数の類似のデバイス間で共有することもできる暗号鍵またはその他のセ
キュリティ関連パラメータ。
【００４５】
デジタルコンテンツ（Ｄｉｇｉｔａｌ ｃｏｎｔｅｎｔ）：画像、オーディオ
トラック、ビデオセグメント、テキスト（書籍、雑誌、ニュース配信、株式市況
など）の人間が解釈できる資料のデジタル表現。デジタルコンテンツは多くの場
合、暗号化および／または圧縮され、誤り訂正符号およびその他の補助データを
含むことがある。
トラック、ビデオセグメント、テキスト（書籍、雑誌、ニュース配信、株式市況
など）の人間が解釈できる資料のデジタル表現。デジタルコンテンツは多くの場
合、暗号化および／または圧縮され、誤り訂正符号およびその他の補助データを
含むことがある。
【００４６】
インタフェース制御プロセッサ（ＩＣＰ）（Ｉｎｔｅｒｆａｃｅ Ｃｏｎｔｒ
ｏｌ Ｐｒｏｃｅｓｓｏｒ）：暗号権利ユニットと再生デバイスの間の通信を処
理する役割を受け持つマイクロプロセッサ。ＩＣＰはさらに一般に、Ｃｒｙｐｔ
ｏＦｉｒｅｗａｌｌと通信する役目もある。
ｏｌ Ｐｒｏｃｅｓｓｏｒ）：暗号権利ユニットと再生デバイスの間の通信を処
理する役割を受け持つマイクロプロセッサ。ＩＣＰはさらに一般に、Ｃｒｙｐｔ
ｏＦｉｒｅｗａｌｌと通信する役目もある。
【００４７】
ＩＳＯ ７８１６スマートカード（ＩＳＯ ７８１６ Ｓｍａｒｔｃａｒｄ）
：ＩＳＯ規格７８１６−１および７８１６−２で指定されている少なくとも物理
的寸法と接点形状に従うデバイス。スマートカードは、一般に、ＣＲＵを実装す
るために使用され、これにより、比較的安価なコストで妥当なレベルの不正操作
防止機能を実現できる。
：ＩＳＯ規格７８１６−１および７８１６−２で指定されている少なくとも物理
的寸法と接点形状に従うデバイス。スマートカードは、一般に、ＣＲＵを実装す
るために使用され、これにより、比較的安価なコストで妥当なレベルの不正操作
防止機能を実現できる。
【００４８】
鍵導出メッセージ（ＫＤＭ）（Ｋｅｙ Ｄｅｒｉｖａｔｉｏｎ Ｍｅｓｓａｇ
ｅ）：ＣＲＵがある種のデジタルコンテンツに対応する復号化鍵を導出できるよ
うにコンテンツプロバイダが生成するメッセージ。ＫＤＭは通常、対応するコン
テンツとともに送信される。
ｅ）：ＣＲＵがある種のデジタルコンテンツに対応する復号化鍵を導出できるよ
うにコンテンツプロバイダが生成するメッセージ。ＫＤＭは通常、対応するコン
テンツとともに送信される。
【００４９】
再生デバイス（Ｐｌａｙｂａｃｋ Ｄｅｖｉｃｅ）：信頼できないメカニズム
（ラジオ、光ディスク、デジタルオーディオテープ、ケーブル、衛星放送、イン
ターネット接続など）を介してデジタルコンテンツを受信し、ＣＲＵを使用して
コンテンツをデコードするデバイス。大量データ復号化演算は、ＣＲＵ自体が実
行するか、またはＣＲＵによって生成された鍵を使用して再生デバイスによって
実行できる。
（ラジオ、光ディスク、デジタルオーディオテープ、ケーブル、衛星放送、イン
ターネット接続など）を介してデジタルコンテンツを受信し、ＣＲＵを使用して
コンテンツをデコードするデバイス。大量データ復号化演算は、ＣＲＵ自体が実
行するか、またはＣＲＵによって生成された鍵を使用して再生デバイスによって
実行できる。
【００５０】
疑似非対称関数（Ｐｓｅｕｄｏａｓｙｍｍｅｔｒｉｃ Ｆｕｎｃｔｉｏｎ）：
攻撃者が順方向変換に直接アクセスできても、逆変換を簡単には実行できないよ
うに設計されている関数（変換）。たとえば、疑似非対称暗号化関数にアクセス
する攻撃者は、必ずしも、意味のあるメッセージを復号化できるわけではない。
しかし、従来の非対称暗号化関数とは異なり、疑似非対称関数の非反転性は因数
分解などの数学的に難しい演算を実行する困難さではなく「公開」関数の完全な
リバースエンジニアリングの困難さに依存する。暗号化をサポートするだけの物
理的保護鍵および／またはアルゴリズムによるブロック暗号実装は、暗号化演算
への無制限アクセスだけではメッセージの復号化を行えないため、疑似非対称関
数の一例である。
攻撃者が順方向変換に直接アクセスできても、逆変換を簡単には実行できないよ
うに設計されている関数（変換）。たとえば、疑似非対称暗号化関数にアクセス
する攻撃者は、必ずしも、意味のあるメッセージを復号化できるわけではない。
しかし、従来の非対称暗号化関数とは異なり、疑似非対称関数の非反転性は因数
分解などの数学的に難しい演算を実行する困難さではなく「公開」関数の完全な
リバースエンジニアリングの困難さに依存する。暗号化をサポートするだけの物
理的保護鍵および／またはアルゴリズムによるブロック暗号実装は、暗号化演算
への無制限アクセスだけではメッセージの復号化を行えないため、疑似非対称関
数の一例である。
【００５１】
権利有効化メッセージ（ＲＥＭ）（Ｒｉｇｈｔｓ Ｅｎａｂｌｅｍｅｎｔ Ｍ
ｅｓｓａｇｅ）：ＣＲＵに新規コンテンツへのアクセス権を与えるコンテンツプ
ロバイダによって生成されたメッセージ。ＲＥＭ自体は、通常、コンテンツ自体
と同じ信頼できないメカニズムを介して送信されるが、場合によっては、ＲＥＭ
は他のチャネル（別の電話回線やインターネット接続など）を通じて交換するこ
とができる。
ｅｓｓａｇｅ）：ＣＲＵに新規コンテンツへのアクセス権を与えるコンテンツプ
ロバイダによって生成されたメッセージ。ＲＥＭ自体は、通常、コンテンツ自体
と同じ信頼できないメカニズムを介して送信されるが、場合によっては、ＲＥＭ
は他のチャネル（別の電話回線やインターネット接続など）を通じて交換するこ
とができる。
【００５２】
権利鍵（Ｒｉｇｈｔｓ Ｋｅｙ）：ＣＲＵがある種のコンテンツの復号化鍵を
生成またはデコードできるようにする（暗号鍵などの）値。権利鍵は一般に、Ｋ
ＤＭを復号化し、コンテンツ復号化鍵を取得するのに必要である。
生成またはデコードできるようにする（暗号鍵などの）値。権利鍵は一般に、Ｋ
ＤＭを復号化し、コンテンツ復号化鍵を取得するのに必要である。
【００５３】
不正操作防止デバイス（Ｔａｍｐｅｒ−Ｒｅｓｉｓｔａｎｔ Ｄｅｖｉｃｅ）
：演算の監視および／または修正が比較的難しいハードウェアデバイス。不正操
作防止デバイスの例としては、制限することなく、エポキシが充填されたＰＣＭ
ＣＩＡカード、不正操作防止コーティングが施された回路、不正操作防止ワイヤ
でくるまれた回路、集積回路（その小ささゆえに不正操作防止機能を持つ）、お
よび開放を検出するエンクロージャ内の回路などがある。
：演算の監視および／または修正が比較的難しいハードウェアデバイス。不正操
作防止デバイスの例としては、制限することなく、エポキシが充填されたＰＣＭ
ＣＩＡカード、不正操作防止コーティングが施された回路、不正操作防止ワイヤ
でくるまれた回路、集積回路（その小ささゆえに不正操作防止機能を持つ）、お
よび開放を検出するエンクロージャ内の回路などがある。
【００５４】
システムのアーキテクチャ
図２は、本発明の暗号権利ユニット（ＣＲＵ）を使用するシステム例である。
コンテンツプロバイダ２００は、コンテンツを取得して、たとえば、コンテンツ
データを圧縮して暗号化し、複数コンテンツストリームを多重化し、ＫＤＭやＲ
ＥＭなどの制御メッセージを追加することにより配布の準備をする。（コンテン
ツ準備プロセスの詳細は、以下の「コンテンツの準備」というセクションで説明
する。）
コンテンツプロバイダ２００は、コンテンツを取得して、たとえば、コンテンツ
データを圧縮して暗号化し、複数コンテンツストリームを多重化し、ＫＤＭやＲ
ＥＭなどの制御メッセージを追加することにより配布の準備をする。（コンテン
ツ準備プロセスの詳細は、以下の「コンテンツの準備」というセクションで説明
する。）
【００５５】
その後、暗号化されたコンテンツデータは、コンテンツプロバイダによって配
布され（プロセス２０５）、これは許可された（たとえば、支払い）ユーザだけ
でなく潜在的攻撃者も受信できる。物理的媒体（光ディスクなど）、ラジオまた
は衛星送信、有線ネットワーク（電話、ＡＤＳＬ、有線テレビなど）、およびコ
ンピュータネットワーク上での配布（Ｗｅｂサイトへの発行、マルチキャストな
ど）を含むさまざまな配布方法を採用できる。
布され（プロセス２０５）、これは許可された（たとえば、支払い）ユーザだけ
でなく潜在的攻撃者も受信できる。物理的媒体（光ディスクなど）、ラジオまた
は衛星送信、有線ネットワーク（電話、ＡＤＳＬ、有線テレビなど）、およびコ
ンピュータネットワーク上での配布（Ｗｅｂサイトへの発行、マルチキャストな
ど）を含むさまざまな配布方法を採用できる。
【００５６】
再生デバイス２１０は、一部コンテンツをデコードするために配布されている
データを受信する。図２に示されている実施例では、鍵配布メッセージ（ＫＤＭ
）および権利有効化メッセージ（ＲＥＭ）はコンテンツ２０５とともに配布され
る。そこで再生デバイス２１０が、受信データ内の目的のコンテンツ２１５と制
御メッセージ２２０を分離する。
データを受信する。図２に示されている実施例では、鍵配布メッセージ（ＫＤＭ
）および権利有効化メッセージ（ＲＥＭ）はコンテンツ２０５とともに配布され
る。そこで再生デバイス２１０が、受信データ内の目的のコンテンツ２１５と制
御メッセージ２２０を分離する。
【００５７】
例示的な実施形態では、制御メッセージ２２０は、鍵導出メッセージ（ＫＤＭ
）および権利有効化メッセージ（ＲＥＭ）を含む。これらのメッセージは、再生
デバイス２１０により、暗号権利ユニット（ＣＲＵ）２２５に転送される。再生
デバイス２１０は、オプションにより、メッセージをＣＲＵ ２２５に送信する
前に処理またはフィルタ処理を実行することができる。
）および権利有効化メッセージ（ＲＥＭ）を含む。これらのメッセージは、再生
デバイス２１０により、暗号権利ユニット（ＣＲＵ）２２５に転送される。再生
デバイス２１０は、オプションにより、メッセージをＣＲＵ ２２５に送信する
前に処理またはフィルタ処理を実行することができる。
【００５８】
ＣＲＵ ２２５は、Ｉ／Ｏインタフェース２３０を介して再生デバイス２１０
と通信する役目を持つインタフェース制御プロセッサ（ＩＣＰ）２３５を備える
。さらに、ＣＲＵ ２２５はバス２４０を介してインタフェース制御プロセッサ
２３５に接続されている複数の種類のメモリを備える。特に、固定データおよび
コードは、ＲＯＭ ２４５に格納され、一時データ（および場合によってはコー
ド）はＲＡＭ ２５０に格納され、追加コードおよび／またはデータはＥＥＰＲ
ＯＭ ２５５に格納され、プロセッサ２３５ではこれを修正できる。さらに、バ
ス２４０には専用暗号処理ユニットであるＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌ ２６
０が接続され、これについては以下で詳しく説明する。ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗ
ａｌｌ ２６０は、保護メモリ２６５との間で読み書きされるデータを規制し、
暗号法により修正する。
と通信する役目を持つインタフェース制御プロセッサ（ＩＣＰ）２３５を備える
。さらに、ＣＲＵ ２２５はバス２４０を介してインタフェース制御プロセッサ
２３５に接続されている複数の種類のメモリを備える。特に、固定データおよび
コードは、ＲＯＭ ２４５に格納され、一時データ（および場合によってはコー
ド）はＲＡＭ ２５０に格納され、追加コードおよび／またはデータはＥＥＰＲ
ＯＭ ２５５に格納され、プロセッサ２３５ではこれを修正できる。さらに、バ
ス２４０には専用暗号処理ユニットであるＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌ ２６
０が接続され、これについては以下で詳しく説明する。ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗ
ａｌｌ ２６０は、保護メモリ２６５との間で読み書きされるデータを規制し、
暗号法により修正する。
【００５９】
一部のコンテンツをデコードするために、再生デバイス２１０はデコードする
一部のコンテンツ２１５に対応するＫＤＭであるインタフェース２３０に送信す
る。インタフェース制御プロセッサ２３５は、ＫＤＭを受信し、以下に説明する
ように、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌ ２６０を使用して１つまたは複数のコ
ンテンツ復号化鍵２６７を導出し、これを再生デバイス２１０を介してバルクデ
コーダ２７０に転送する。正しい鍵２６７を使用して、バルクデコーダ２７０は
コンテンツ２１５を正しく復号化できる。復号化されたコンテンツ２７５が、次
に、出力デバイス２８０に送られ、人間可読形式（プロセス２８５）に変換する
ことによりユーザ２９０にコンテンツを表示する。たとえば、システムがオーデ
ィオコンテンツを再生するように設定されている場合、復号化されたコンテンツ
２７５は音声のアナログまたはデジタル表現のいずれでもよく、出力デバイス２
８０は増幅器とスピーカである。同様に、システムがテレビ受像機に映画を再生
するように構成されている場合、バルクデコーダ２７０は復号化およびＭＰＥＧ
展開を実行して、復号化されたコンテンツ２７５をＮＴＳＣ互換ビデオ信号とし
て出力するが、出力デバイス２８０は通常のテレビ受像機でよい。
一部のコンテンツ２１５に対応するＫＤＭであるインタフェース２３０に送信す
る。インタフェース制御プロセッサ２３５は、ＫＤＭを受信し、以下に説明する
ように、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌ ２６０を使用して１つまたは複数のコ
ンテンツ復号化鍵２６７を導出し、これを再生デバイス２１０を介してバルクデ
コーダ２７０に転送する。正しい鍵２６７を使用して、バルクデコーダ２７０は
コンテンツ２１５を正しく復号化できる。復号化されたコンテンツ２７５が、次
に、出力デバイス２８０に送られ、人間可読形式（プロセス２８５）に変換する
ことによりユーザ２９０にコンテンツを表示する。たとえば、システムがオーデ
ィオコンテンツを再生するように設定されている場合、復号化されたコンテンツ
２７５は音声のアナログまたはデジタル表現のいずれでもよく、出力デバイス２
８０は増幅器とスピーカである。同様に、システムがテレビ受像機に映画を再生
するように構成されている場合、バルクデコーダ２７０は復号化およびＭＰＥＧ
展開を実行して、復号化されたコンテンツ２７５をＮＴＳＣ互換ビデオ信号とし
て出力するが、出力デバイス２８０は通常のテレビ受像機でよい。
【００６０】
ＣＲＵ ２２５からコンテンツプロバイダ２００への通信チャネルも、後払い
購入を監査するために用意される。このチャネルも、ＲＥＭ、その他の使用度デ
ータ、コード更新などを送信するのに使用できる。ＣＲＵからコンテンツプロバ
イダへの通信は、直接２９６または（より一般的であるが）間接２９５であり、
たとえば、再生デバイス２１０に通して、（たとえば）必要に応じてコンテンツ
プロバイダ２００との接続を確立できる。どのような通信方法（モデム、ラジオ
、衛星、ケーブルなどを含むがこれらに限られるわけではない）でも採用できる
。
購入を監査するために用意される。このチャネルも、ＲＥＭ、その他の使用度デ
ータ、コード更新などを送信するのに使用できる。ＣＲＵからコンテンツプロバ
イダへの通信は、直接２９６または（より一般的であるが）間接２９５であり、
たとえば、再生デバイス２１０に通して、（たとえば）必要に応じてコンテンツ
プロバイダ２００との接続を確立できる。どのような通信方法（モデム、ラジオ
、衛星、ケーブルなどを含むがこれらに限られるわけではない）でも採用できる
。
【００６１】
ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの動作
ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、保護メモリへのアクセスを暗号法を使用し
て規制する。従来のメモリ暗号化デバイス（Ｈｏｌｔｅｙの米国特許第５４４２
７０４号の暗号化されたメモリデバイスなど）と異なり、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅ
ｗａｌｌは透過的に動作しないか、あるいはマイクロプロセッサによって任意の
読み書き演算を実行できない。特に、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌでは、保護
メモリ内にデータ値を格納し、同じ値を後で読み出す機能をマイクロプロセッサ
に付加する必要はない。従来のセキュアメモリ方式は通常、信頼できる計算デバ
イスであまり安全でないメモリにアクセスできるようにするために使用される。
対照的に、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、インタフェース制御プロセッサは
信頼できないが攻撃者はＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの背後にあるメモリへの
直接的な読み書きアクセスを行わないという反対の仮定をして設計されている。
つまり、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌでは、攻撃者がファイアウォールを完全
に破り保護メモリに無制限アクセスを行えるということがない場合に、ＣＲＵの
主マイクロプロセッサが損なわれたとしても暗号権利ユニットを安全なままにで
きる。
て規制する。従来のメモリ暗号化デバイス（Ｈｏｌｔｅｙの米国特許第５４４２
７０４号の暗号化されたメモリデバイスなど）と異なり、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅ
ｗａｌｌは透過的に動作しないか、あるいはマイクロプロセッサによって任意の
読み書き演算を実行できない。特に、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌでは、保護
メモリ内にデータ値を格納し、同じ値を後で読み出す機能をマイクロプロセッサ
に付加する必要はない。従来のセキュアメモリ方式は通常、信頼できる計算デバ
イスであまり安全でないメモリにアクセスできるようにするために使用される。
対照的に、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、インタフェース制御プロセッサは
信頼できないが攻撃者はＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの背後にあるメモリへの
直接的な読み書きアクセスを行わないという反対の仮定をして設計されている。
つまり、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌでは、攻撃者がファイアウォールを完全
に破り保護メモリに無制限アクセスを行えるということがない場合に、ＣＲＵの
主マイクロプロセッサが損なわれたとしても暗号権利ユニットを安全なままにで
きる。
【００６２】
ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、コンテンツアクセス権利の追加および使用
に関わる基本操作群を実装している。図３、４、５、６、および７に関して説明
されている実施例では、これらの操作には、前払いによる新規権利の追加、後払
いの新規権利の追加、コンテンツのアクセス、後払い購入監査記録の監査／クリ
ア、および権利の更新がある。インタフェース制御プロセッサは、これらのコマ
ンドのそれぞれについてＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌにデータを供給し、セキ
ュリティに関係しない重要なタスクを支援する役割を持つ。
に関わる基本操作群を実装している。図３、４、５、６、および７に関して説明
されている実施例では、これらの操作には、前払いによる新規権利の追加、後払
いの新規権利の追加、コンテンツのアクセス、後払い購入監査記録の監査／クリ
ア、および権利の更新がある。インタフェース制御プロセッサは、これらのコマ
ンドのそれぞれについてＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌにデータを供給し、セキ
ュリティに関係しない重要なタスクを支援する役割を持つ。
【００６３】
ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの例では、いくつかの鍵を使用しており、これ
らは保護メモリ２６５に格納され、個人確認の際にロードされる（以下で説明す
る）。一実施形態では、保護メモリはデバイス鍵（ＣＨＩＰ＿ＫＥＹ）、（たと
えば）３２枚のカードで共有する少なくとも１つのグループ鍵（ＢＡＴＣＨ＿Ｋ
ＥＹ）、後払い許可鍵（ＰＯＳＴＡＵＴＨ＿ＫＥＹ）、およびいくつかの権利鍵
を格納したＥＥＰＲＯＭである。デバイス鍵とグループ鍵を格納した保護メモリ
の一部分は、個人確認時に書き込みを行い、その後ロックして（書き込み保護し
て）それ以降の修正を禁止することができる。それとは別に、これらの値をＣｒ
ｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌ内にあるあるいはそこからアクセス可能なＲＯＭに格
納することができる。
らは保護メモリ２６５に格納され、個人確認の際にロードされる（以下で説明す
る）。一実施形態では、保護メモリはデバイス鍵（ＣＨＩＰ＿ＫＥＹ）、（たと
えば）３２枚のカードで共有する少なくとも１つのグループ鍵（ＢＡＴＣＨ＿Ｋ
ＥＹ）、後払い許可鍵（ＰＯＳＴＡＵＴＨ＿ＫＥＹ）、およびいくつかの権利鍵
を格納したＥＥＰＲＯＭである。デバイス鍵とグループ鍵を格納した保護メモリ
の一部分は、個人確認時に書き込みを行い、その後ロックして（書き込み保護し
て）それ以降の修正を禁止することができる。それとは別に、これらの値をＣｒ
ｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌ内にあるあるいはそこからアクセス可能なＲＯＭに格
納することができる。
【００６４】
前払い方式による新規権利の追加：図３は、前払い方式を使用して権利を追加
するプロセスの実施例の概要である。ユーザがコンテンツを使用する許可を購入
（または他の手段で取得）すると、再生デバイスがステップ３００で適切な権利
有効化メッセージ（ＲＥＭ）を受け取る。ＲＥＭは、オプションで、インタフェ
ース制御プロセッサによって処理および／または確認され、ＲＥＭ内の暗号化さ
れた権利鍵を見つける。インタフェース制御プロセッサはさらに、保護メモリ内
の宛先アドレスも選択する。ステップ３１０で、暗号化された権利鍵およびアド
レスがＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌに転送され、後の処理ステップを実行する
（ラベル３２０）。ステップ３３０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは指定し
たアドレスが前払いした権利の格納について有効であることを確認する。ステッ
プ３４０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは保護メモリからＣＨＩＰ＿ＫＥＹ
（チップ固有の鍵またはデバイス鍵）を読み出す。ステップ３６０で、ＣＨＩＰ
＿ＫＥＹを使用して入力される疑似非対称関数Ｆ1を使用して、暗号化された権
利鍵が変換される。ステップ３７０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは変換Ｆ1 の結果（つまり、権利鍵）を保護メモリ内の確認されたアドレスに格納する。
図３のプロセスは、権利鍵の削除または交換を（たとえば上書きで）行う場合に
も使用できるが、鍵削除は放送システム（ケーブルまたは衛星テレビ）にとって
は本質的でなく、コンテンツプロバイダは単に期限切れ鍵を使用して保護されて
いるコンテンツの配布を停止するだけである。
するプロセスの実施例の概要である。ユーザがコンテンツを使用する許可を購入
（または他の手段で取得）すると、再生デバイスがステップ３００で適切な権利
有効化メッセージ（ＲＥＭ）を受け取る。ＲＥＭは、オプションで、インタフェ
ース制御プロセッサによって処理および／または確認され、ＲＥＭ内の暗号化さ
れた権利鍵を見つける。インタフェース制御プロセッサはさらに、保護メモリ内
の宛先アドレスも選択する。ステップ３１０で、暗号化された権利鍵およびアド
レスがＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌに転送され、後の処理ステップを実行する
（ラベル３２０）。ステップ３３０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは指定し
たアドレスが前払いした権利の格納について有効であることを確認する。ステッ
プ３４０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは保護メモリからＣＨＩＰ＿ＫＥＹ
（チップ固有の鍵またはデバイス鍵）を読み出す。ステップ３６０で、ＣＨＩＰ
＿ＫＥＹを使用して入力される疑似非対称関数Ｆ1を使用して、暗号化された権
利鍵が変換される。ステップ３７０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは変換Ｆ1 の結果（つまり、権利鍵）を保護メモリ内の確認されたアドレスに格納する。
図３のプロセスは、権利鍵の削除または交換を（たとえば上書きで）行う場合に
も使用できるが、鍵削除は放送システム（ケーブルまたは衛星テレビ）にとって
は本質的でなく、コンテンツプロバイダは単に期限切れ鍵を使用して保護されて
いるコンテンツの配布を停止するだけである。
【００６５】
後払い方式による新規権利の追加：後払い方式で追加された権利は、前払い権
利とは異なるが、それはコンテンツプロバイダからは一切の明示的通信連絡も事
前の許可も利用できないからである。 図４は、後払い方式を使用する権利追加
プロセスの例示的な実施形態の概要である。ユーザが後払い方式でコンテンツへ
のアクセスを得たい場合、インタフェース制御プロセッサがステップ４００で、
追加するコンテンツアクセス権利に対応する権利有効化メッセージを取得する。
ＲＥＭには、コンテンツの識別子が含まれる。（コンテンツ識別子は単純な識別
子、ランダム生成値、暗号化生成値、カウンタ、パラメータの組合せなどでよく
、またコンテンツプロバイダ、ＩＣＰ、再生デバイス、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗ
ａｌｌなどで生成することもできる。）ステップ４１０で、コンテンツ識別子お
よび宛先アドレスがＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌに渡され、後の処理ステップ
を実行する（ラベル４２０）。ステップ４３０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌ
ｌはアドレスが後払いした権利の格納に有効であることを確認する。ステップ４
４０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、指定されたアドレスに監査データを
格納しても、保護メモリ内の既存の後払い購入記録が置き換えられないことを確
認する。ステップ４６０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは疑似非対称関数Ｆ2 を使用して、コンテンツ識別子を変換する。（関数Ｆ2は、たとえば、後払い許
可鍵ＰＯＳＴＡＵＴＨ＿ＫＥＹまたはグローバル鍵または別の後払いＫＤＭがＣ
ＲＵのバッチに対し配布される場合は、バッチ鍵で入力できる。）ステップ４７
０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは結果（権利鍵）を保護メモリに格納する
。
利とは異なるが、それはコンテンツプロバイダからは一切の明示的通信連絡も事
前の許可も利用できないからである。 図４は、後払い方式を使用する権利追加
プロセスの例示的な実施形態の概要である。ユーザが後払い方式でコンテンツへ
のアクセスを得たい場合、インタフェース制御プロセッサがステップ４００で、
追加するコンテンツアクセス権利に対応する権利有効化メッセージを取得する。
ＲＥＭには、コンテンツの識別子が含まれる。（コンテンツ識別子は単純な識別
子、ランダム生成値、暗号化生成値、カウンタ、パラメータの組合せなどでよく
、またコンテンツプロバイダ、ＩＣＰ、再生デバイス、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗ
ａｌｌなどで生成することもできる。）ステップ４１０で、コンテンツ識別子お
よび宛先アドレスがＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌに渡され、後の処理ステップ
を実行する（ラベル４２０）。ステップ４３０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌ
ｌはアドレスが後払いした権利の格納に有効であることを確認する。ステップ４
４０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、指定されたアドレスに監査データを
格納しても、保護メモリ内の既存の後払い購入記録が置き換えられないことを確
認する。ステップ４６０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは疑似非対称関数Ｆ2 を使用して、コンテンツ識別子を変換する。（関数Ｆ2は、たとえば、後払い許
可鍵ＰＯＳＴＡＵＴＨ＿ＫＥＹまたはグローバル鍵または別の後払いＫＤＭがＣ
ＲＵのバッチに対し配布される場合は、バッチ鍵で入力できる。）ステップ４７
０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは結果（権利鍵）を保護メモリに格納する
。
【００６６】
コンテンツのアクセス：ユーザが何らかのコンテンツにアクセスする前に、再
生デバイスで正しいコンテンツ復号化鍵（ＣＤＫ）を取得し、コンテンツを復号
化できるようにする必要がある。 図５は、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの保
護メモリに格納されている権利鍵を使用してＣＤＫを導出する本発明の方法例の
図である。ステップ５００で、インタフェース制御プロセッサ（ＩＣＰ）は再生
デバイスから鍵導出メッセージ（ＫＤＭ）を受け取る。ステップ５１０で、ＩＣ
ＰはＫＤＭを使用して、ＣＤＫ生成器値を取得する。（ＣＤＫ生成器は、通常、
ＣＤＫの暗号化形式であり、ＫＤＭの一部である。）次にＩＣＰは、適切な権利
鍵に対応する保護メモリ内のＣＤＫ生成器とアドレスをＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗ
ａｌｌに送り、ステップ５２０からステップ５６０を実行する。（正しいアドレ
スを選択するのを手助けするために、ＩＣＰでは、不揮発性メモリを使用して権
利鍵およびその保存場所を追跡することができる。ＫＤＭは、さらに、各ＣＤＫ
生成器を処理するのに適している権利鍵を識別することもできる。）ステップ５
２０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌはアドレスが有効であることを確認し、
さらにステップ５３０で、保護メモリから対応する値（権利鍵）を取り出す。ス
テップ５５０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、ステップ５３０で保護メモ
リから読み出した権利鍵で入力した、疑似非対称関数Ｆ3を使用し、ＣＤＫ生成
器を変換する。（他の代替実施形態では、Ｆ3はＣＤＫ生成器で入力することが
でき、またこれを使用して、権利鍵自体を変換することができる。また、Ｆ3は
必ずしも、疑似非対称または反転可能関数である必要はない。例えば、Ｆ3はハ
ッシュでもよい）ステップ５６０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは変換結果
をＩＣＰに返す。ステップ５７０で、ＩＣＰはオプションにより、Ｆ3の結果か
ら最終のＣＤＫを出力するために必要な最終処理を実行する。ステップ５８０で
、ＩＣＰはＣＤＫを再生デバイスに送信し、ステップ５９０で、ＣＤＫを使用し
てコンテンツを復号化する。
生デバイスで正しいコンテンツ復号化鍵（ＣＤＫ）を取得し、コンテンツを復号
化できるようにする必要がある。 図５は、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの保
護メモリに格納されている権利鍵を使用してＣＤＫを導出する本発明の方法例の
図である。ステップ５００で、インタフェース制御プロセッサ（ＩＣＰ）は再生
デバイスから鍵導出メッセージ（ＫＤＭ）を受け取る。ステップ５１０で、ＩＣ
ＰはＫＤＭを使用して、ＣＤＫ生成器値を取得する。（ＣＤＫ生成器は、通常、
ＣＤＫの暗号化形式であり、ＫＤＭの一部である。）次にＩＣＰは、適切な権利
鍵に対応する保護メモリ内のＣＤＫ生成器とアドレスをＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗ
ａｌｌに送り、ステップ５２０からステップ５６０を実行する。（正しいアドレ
スを選択するのを手助けするために、ＩＣＰでは、不揮発性メモリを使用して権
利鍵およびその保存場所を追跡することができる。ＫＤＭは、さらに、各ＣＤＫ
生成器を処理するのに適している権利鍵を識別することもできる。）ステップ５
２０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌはアドレスが有効であることを確認し、
さらにステップ５３０で、保護メモリから対応する値（権利鍵）を取り出す。ス
テップ５５０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、ステップ５３０で保護メモ
リから読み出した権利鍵で入力した、疑似非対称関数Ｆ3を使用し、ＣＤＫ生成
器を変換する。（他の代替実施形態では、Ｆ3はＣＤＫ生成器で入力することが
でき、またこれを使用して、権利鍵自体を変換することができる。また、Ｆ3は
必ずしも、疑似非対称または反転可能関数である必要はない。例えば、Ｆ3はハ
ッシュでもよい）ステップ５６０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは変換結果
をＩＣＰに返す。ステップ５７０で、ＩＣＰはオプションにより、Ｆ3の結果か
ら最終のＣＤＫを出力するために必要な最終処理を実行する。ステップ５８０で
、ＩＣＰはＣＤＫを再生デバイスに送信し、ステップ５９０で、ＣＤＫを使用し
てコンテンツを復号化する。
【００６７】
ポストペイメント権利の監査およびクリア：安全な監査プロセスは、コンテン
ツプロバイダがユーザにポストペイメント購入について請求できるようにするた
めに必要とされる。監査を実行するため、コンテンツプロバイダは暗号化権利ユ
ニットから、たとえば再生デバイスとのモデムまたはコンピュータネットワーク
接続を介してデータを受信できなければならない。監査プロセスを、インターフ
ェイスコントロールプロセッサによってコントロールすることができ、これはＣ
ｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌと通信する。図６は、監査データを監査かつクリア
するための例示的プロセスを示す。ステップ６００で、コンテンツプロバイダが
監査開始要求メッセージをインターフェイスコントロールプロセッサへ送信する
。（監査を開始するために使用されるプロセスは実施に固有である。たとえば、
ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌまたはＩＣＰは、別法として再生デバイスに対し
、再生デバイスがコンテンツプロバイダとの接続を確立できるように監査が必要
とされることを通知することができる。別の実施形態では、コンテンツプロバイ
ダがメッセージを、それが監査を実行することを要求するＣＲＵへブロードキャ
ストすることができる。別の実施形態では、コンテンツプロバイダが直接、ＣＲ
Ｕまたは再生デバイスとの接続を確立することができる。）例示的監査開始メッ
セージは、コンテンツプロバイダによって生成された予測不可能かつ／またはユ
ニークなチャレンジ値を含む。ステップ６１０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌ
ｌが、最初に監査するべきアドレスに対応するアドレス値およびチャレンジ値を
受信する。ステップ６２０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが、このアドレス
が監査のために有効であることを検証する。ステップ６３０で、ＣｒｙｐｔｏＦ
ｉｒｅｗａｌｌが、指定されたアドレスおよびデバイスキー（たとえば、ＣＨＩ
Ｐ＿ＫＥＹ）に対応する保護メモリのコンテンツを検索する。ステップ６４０で
、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌがメモリコンテンツおよびアドレスを結合し（
たとえば、これらを連結すること、あるいはメモリコンテンツの一部をアドレス
で置き換えることによる）、この結果を、チャレンジ値によりＸＯＲされたＣＨ
ＩＰ＿ＫＥＹによりキーが付けられた擬似非対称関数Ｆ4を使用して変換する。
次いで、ＩＣＰがＦ4の結果を受信し、これをコンテンツプロバイダへ、再生デ
バイスを介して送信する。ステップ６５０で、コンテンツプロバイダが、チャレ
ンジ値によりＸＯＲされたＣＲＵのＣＨＩＰ＿ＫＥＹによりキーが付けられたＦ4 -1 （Ｆ4の逆数）を使用して、メモリの指定されたアドレスにおける実際のコン
テンツを決定する。Ｆ4は擬似非対称であり、ＣＨＩＰ＿ＫＥＹを使用してキー
が付けられるので、コンテンツプロバイダは（かつコンテンツプロバイダのみが
）Ｆ4 -1を実行できるようにするべきである。攻撃または計算エラーが起こって
いない限り、暗号化結果は、使用されていない（空の）ポストペイド権利スロッ
ト、またはポストペイメントベースで販売されたコンテンツのための権利キーの
いずれかに対応するべきである。ステップ６６０で、コンテンツプロバイダが、
監査されたスロットをクリアするかどうかを決定する。（もはやＣＲＵによって
必要とされないポストペイメント購入レコードは、新しい購入のための空間を作
るためにクリアされるべきである。）クリアが実行されるべきでない場合、処理
がステップ６９０へ進行する。そうでない場合、ステップ６７０で、コンテンツ
プロバイダがＦ4 -1を再度（ＣＨＩＰ＿ＫＥＹを使用してキーが付けられたもの
）、最初のＦ4 -1変換の結果に適用する。この結果がＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａ
ｌｌへ、再生デバイスおよびＩＣＰを介して転送される。ステップ６７５で、再
生デバイスがＦ4（ＣＨＩＰ＿ＫＥＹを使用してキーが付けられたもの）を、受
信された値に適用する。ステップ６８０で、再生デバイスがこの結果を、ステッ
プ６３０で保護メモリから読み取られた値と比較する。これらの値が合致した場
合、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌがステップ６８５を実行し、保護メモリスロ
ットをクリアする。ステップ６９０で、監査プロセスが、保護メモリにおいてさ
らに監査する必要のあるアドレスがあった場合、ステップ６１０へ戻るように繰
り返す。そうでない場合、監査プロセスが終了する。監査が成功した後、コンテ
ンツプロバイダは監査後アクションを実行し、これらは、顧客に対して購入につ
いて請求すること、およびＣＲＵにおけるプリペイドキーをリフレッシュするこ
となどである。監査が失敗したか、あるいは不適切な（あるいは未知の）値が保
護メモリにあることを示した場合、アクションは、再生デバイス（またはＣＲＵ
）へのサービスを終了すること、ユーザ対して置換のためにＣＲＵへ戻るように
要求すること、ユーザに対して非準拠について課金すること、および／またはメ
ッセージを送信してＣＲＵにそれ自体を使用不可能にさせることを含む可能性が
ある。図６に示す実施形態は例示的であり、代替実施形態は、たとえば、監査レ
コードのクリアが開始する前に監査を実行すること、危機管理技術をＣｒｙｐｔ
ｏＦｉｒｅｗａｌｌにおいて使用して監査を要求し、それらが起こるべきである
ときを決定すること、監査クリア許可が無効であった場合に監査レコードを破損
すること、保護メモリにおける監査データのハッシュを塁算し、監査レコードを
格納するために安全でないメモリを使用できるようにすること、保護メモリフィ
ールドを、監査プロセス中ならびにレコードクリアプロセス中に修正することな
どができる。
ツプロバイダがユーザにポストペイメント購入について請求できるようにするた
めに必要とされる。監査を実行するため、コンテンツプロバイダは暗号化権利ユ
ニットから、たとえば再生デバイスとのモデムまたはコンピュータネットワーク
接続を介してデータを受信できなければならない。監査プロセスを、インターフ
ェイスコントロールプロセッサによってコントロールすることができ、これはＣ
ｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌと通信する。図６は、監査データを監査かつクリア
するための例示的プロセスを示す。ステップ６００で、コンテンツプロバイダが
監査開始要求メッセージをインターフェイスコントロールプロセッサへ送信する
。（監査を開始するために使用されるプロセスは実施に固有である。たとえば、
ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌまたはＩＣＰは、別法として再生デバイスに対し
、再生デバイスがコンテンツプロバイダとの接続を確立できるように監査が必要
とされることを通知することができる。別の実施形態では、コンテンツプロバイ
ダがメッセージを、それが監査を実行することを要求するＣＲＵへブロードキャ
ストすることができる。別の実施形態では、コンテンツプロバイダが直接、ＣＲ
Ｕまたは再生デバイスとの接続を確立することができる。）例示的監査開始メッ
セージは、コンテンツプロバイダによって生成された予測不可能かつ／またはユ
ニークなチャレンジ値を含む。ステップ６１０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌ
ｌが、最初に監査するべきアドレスに対応するアドレス値およびチャレンジ値を
受信する。ステップ６２０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが、このアドレス
が監査のために有効であることを検証する。ステップ６３０で、ＣｒｙｐｔｏＦ
ｉｒｅｗａｌｌが、指定されたアドレスおよびデバイスキー（たとえば、ＣＨＩ
Ｐ＿ＫＥＹ）に対応する保護メモリのコンテンツを検索する。ステップ６４０で
、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌがメモリコンテンツおよびアドレスを結合し（
たとえば、これらを連結すること、あるいはメモリコンテンツの一部をアドレス
で置き換えることによる）、この結果を、チャレンジ値によりＸＯＲされたＣＨ
ＩＰ＿ＫＥＹによりキーが付けられた擬似非対称関数Ｆ4を使用して変換する。
次いで、ＩＣＰがＦ4の結果を受信し、これをコンテンツプロバイダへ、再生デ
バイスを介して送信する。ステップ６５０で、コンテンツプロバイダが、チャレ
ンジ値によりＸＯＲされたＣＲＵのＣＨＩＰ＿ＫＥＹによりキーが付けられたＦ4 -1 （Ｆ4の逆数）を使用して、メモリの指定されたアドレスにおける実際のコン
テンツを決定する。Ｆ4は擬似非対称であり、ＣＨＩＰ＿ＫＥＹを使用してキー
が付けられるので、コンテンツプロバイダは（かつコンテンツプロバイダのみが
）Ｆ4 -1を実行できるようにするべきである。攻撃または計算エラーが起こって
いない限り、暗号化結果は、使用されていない（空の）ポストペイド権利スロッ
ト、またはポストペイメントベースで販売されたコンテンツのための権利キーの
いずれかに対応するべきである。ステップ６６０で、コンテンツプロバイダが、
監査されたスロットをクリアするかどうかを決定する。（もはやＣＲＵによって
必要とされないポストペイメント購入レコードは、新しい購入のための空間を作
るためにクリアされるべきである。）クリアが実行されるべきでない場合、処理
がステップ６９０へ進行する。そうでない場合、ステップ６７０で、コンテンツ
プロバイダがＦ4 -1を再度（ＣＨＩＰ＿ＫＥＹを使用してキーが付けられたもの
）、最初のＦ4 -1変換の結果に適用する。この結果がＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａ
ｌｌへ、再生デバイスおよびＩＣＰを介して転送される。ステップ６７５で、再
生デバイスがＦ4（ＣＨＩＰ＿ＫＥＹを使用してキーが付けられたもの）を、受
信された値に適用する。ステップ６８０で、再生デバイスがこの結果を、ステッ
プ６３０で保護メモリから読み取られた値と比較する。これらの値が合致した場
合、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌがステップ６８５を実行し、保護メモリスロ
ットをクリアする。ステップ６９０で、監査プロセスが、保護メモリにおいてさ
らに監査する必要のあるアドレスがあった場合、ステップ６１０へ戻るように繰
り返す。そうでない場合、監査プロセスが終了する。監査が成功した後、コンテ
ンツプロバイダは監査後アクションを実行し、これらは、顧客に対して購入につ
いて請求すること、およびＣＲＵにおけるプリペイドキーをリフレッシュするこ
となどである。監査が失敗したか、あるいは不適切な（あるいは未知の）値が保
護メモリにあることを示した場合、アクションは、再生デバイス（またはＣＲＵ
）へのサービスを終了すること、ユーザ対して置換のためにＣＲＵへ戻るように
要求すること、ユーザに対して非準拠について課金すること、および／またはメ
ッセージを送信してＣＲＵにそれ自体を使用不可能にさせることを含む可能性が
ある。図６に示す実施形態は例示的であり、代替実施形態は、たとえば、監査レ
コードのクリアが開始する前に監査を実行すること、危機管理技術をＣｒｙｐｔ
ｏＦｉｒｅｗａｌｌにおいて使用して監査を要求し、それらが起こるべきである
ときを決定すること、監査クリア許可が無効であった場合に監査レコードを破損
すること、保護メモリにおける監査データのハッシュを塁算し、監査レコードを
格納するために安全でないメモリを使用できるようにすること、保護メモリフィ
ールドを、監査プロセス中ならびにレコードクリアプロセス中に修正することな
どができる。
【００６８】
多重ターゲッティング：いくつかの環境では、異なるＲＥＭをすべてのユーザ
にブロードキャストすることが実行できない可能性がある。たとえば、ＲＥＭが
、光ディスク上に格納されたコンテンツと共に配布されるか、無線によってブロ
ードキャストされるか、あるいは衛星を介して送信される場合、ＲＥＭについて
必要とされたデータが通常、すべてのユーザに配布される。結果として、ＲＥＭ
を配布するための帯域幅およびコストは、システムが大規模になるにつれて増大
し、最終的に非常に高価になる可能性がある。ＲＥＭデータの量を、多数の許可
されたＣＲＵが各ＲＥＭを使用できるようにすることによって、減らすことが可
能である。図７は、本発明の１つの例示的多重ターゲッティング技術の図であり
、権利キーを更新するためにこれをどのように使用できるかを示す。ステップ７
００で、再生デバイスがＲＥＭを受信し、これは、ＣＲＵのバッチによって共有
されたキーにより暗号化された権利キーｆｉｘｕｐ値、ならびにいくつかのより
小さい（たとえば、３ビットの）チップ固有のｆｉｘｕｐ値を含む。たとえば、
ＢＡＴＣＨ＿ＫＥＹが２５６のＣＲＵによって共有された場合、分離した３ビッ
トのチップｆｉｘｕｐ値が、ＲＥＭを使用することを許可されたこれらの各ＣＲ
Ｕについて含まれる。ステップ７１０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが、権
利キーｆｉｘｕｐ値、更新するためのアドレス、およびこのＣＲＵ向けに指定さ
れたチップ固有のｆｉｘｕｐ値を受信する。ステップ７２０で、ＣｒｙｐｔｏＦ
ｉｒｅｗａｌｌが、インターフェイスコントロールプロセッサから受信されたア
ドレスの妥当性検査を行い、これが保護メモリにおける更新可能キーに対応する
ことを保証する。ステップ７３０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌがＣＨＩＰ
＿ＫＥＹを保護メモリから読み取る。ステップ７４０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅ
ｗａｌｌが、ＣＨＩＰ＿ＫＥＹによりキーが付けられた擬似非対称関数Ｆ5を使
用して、権利キーｆｉｘｕｐ値を変換する。ステップ７５０で、Ｆ5の結果が短
縮あるいは圧縮されて３ビットの量にされ、短縮された値が、ステップ７１０で
受信された３ビットのチップ固有のｆｉｘｕｐ値と結合される。（この結合は、
たとえば、２つの３ビット値を共にＸＯＲすること、これらにモジュロ８を追加
することなどによって行うことができる。）チップ固有のｆｉｘｕｐ値が正しい
場合、ステップ７５０の結果はコンテンツプロバイダによって選択された値に合
致するが、そうでない場合、異なる値を生じることに留意されたい。チップ固有
のｆｉｘｕｐ値を推測しようと試みる攻撃者が、ステップ７５０の結果を７／８
（８７．５パーセント）の時間に不正確にさせる。ステップ７６０で、ステップ
７５０の３ビットの結果が、ステップ７１０で受信された権利キーｆｉｘｕｐ値
と結合され、これはたとえば、ステップ７５０の結果を権利キーｆｉｘｕｐ値の
最初の３ビット上にＸＯＲすることによって行われる。ステップ７７０で、Ｃｒ
ｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが保護メモリから、ステップ７１０で受信されたアド
レスのデータを読み取り、ＢＡＴＣＨ＿ＫＥＹと共にＸＯＲする。（ＢＡＴＣＨ
＿ＫＥＹが保護メモリに格納された場合、これもこのステップで読み取られる。
）ステップ７８０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌがステップ７６０の結果を
、ステップ７７０の結果によりキーが付けられた擬似非対称関数Ｆ5を使用して
変換する。最後に、ステップ７９０で、この結果が保護メモリの指定されたアド
レスに書き込まれる。無許可のキー更新を実行しようと試みると、大抵の時間（
すなわち、ｋビットのチップ固有のｆｉｘｕｐ値では確率２-kによる）にキーが
破損されるので、攻撃者は無許可のキー更新を、商業的に実行可能な攻撃を生成
するために十分高い成功率で実行することはできない。別の実施形態のグループ
ターゲッティングを、以下で図１０および図１１を参照して記載することに留意
されたい。図７に示す実施形態の多数の変形形態も可能である。（たとえば）以
下の「変形形態」というタイトルのセクションを参照されたい。
にブロードキャストすることが実行できない可能性がある。たとえば、ＲＥＭが
、光ディスク上に格納されたコンテンツと共に配布されるか、無線によってブロ
ードキャストされるか、あるいは衛星を介して送信される場合、ＲＥＭについて
必要とされたデータが通常、すべてのユーザに配布される。結果として、ＲＥＭ
を配布するための帯域幅およびコストは、システムが大規模になるにつれて増大
し、最終的に非常に高価になる可能性がある。ＲＥＭデータの量を、多数の許可
されたＣＲＵが各ＲＥＭを使用できるようにすることによって、減らすことが可
能である。図７は、本発明の１つの例示的多重ターゲッティング技術の図であり
、権利キーを更新するためにこれをどのように使用できるかを示す。ステップ７
００で、再生デバイスがＲＥＭを受信し、これは、ＣＲＵのバッチによって共有
されたキーにより暗号化された権利キーｆｉｘｕｐ値、ならびにいくつかのより
小さい（たとえば、３ビットの）チップ固有のｆｉｘｕｐ値を含む。たとえば、
ＢＡＴＣＨ＿ＫＥＹが２５６のＣＲＵによって共有された場合、分離した３ビッ
トのチップｆｉｘｕｐ値が、ＲＥＭを使用することを許可されたこれらの各ＣＲ
Ｕについて含まれる。ステップ７１０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが、権
利キーｆｉｘｕｐ値、更新するためのアドレス、およびこのＣＲＵ向けに指定さ
れたチップ固有のｆｉｘｕｐ値を受信する。ステップ７２０で、ＣｒｙｐｔｏＦ
ｉｒｅｗａｌｌが、インターフェイスコントロールプロセッサから受信されたア
ドレスの妥当性検査を行い、これが保護メモリにおける更新可能キーに対応する
ことを保証する。ステップ７３０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌがＣＨＩＰ
＿ＫＥＹを保護メモリから読み取る。ステップ７４０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅ
ｗａｌｌが、ＣＨＩＰ＿ＫＥＹによりキーが付けられた擬似非対称関数Ｆ5を使
用して、権利キーｆｉｘｕｐ値を変換する。ステップ７５０で、Ｆ5の結果が短
縮あるいは圧縮されて３ビットの量にされ、短縮された値が、ステップ７１０で
受信された３ビットのチップ固有のｆｉｘｕｐ値と結合される。（この結合は、
たとえば、２つの３ビット値を共にＸＯＲすること、これらにモジュロ８を追加
することなどによって行うことができる。）チップ固有のｆｉｘｕｐ値が正しい
場合、ステップ７５０の結果はコンテンツプロバイダによって選択された値に合
致するが、そうでない場合、異なる値を生じることに留意されたい。チップ固有
のｆｉｘｕｐ値を推測しようと試みる攻撃者が、ステップ７５０の結果を７／８
（８７．５パーセント）の時間に不正確にさせる。ステップ７６０で、ステップ
７５０の３ビットの結果が、ステップ７１０で受信された権利キーｆｉｘｕｐ値
と結合され、これはたとえば、ステップ７５０の結果を権利キーｆｉｘｕｐ値の
最初の３ビット上にＸＯＲすることによって行われる。ステップ７７０で、Ｃｒ
ｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが保護メモリから、ステップ７１０で受信されたアド
レスのデータを読み取り、ＢＡＴＣＨ＿ＫＥＹと共にＸＯＲする。（ＢＡＴＣＨ
＿ＫＥＹが保護メモリに格納された場合、これもこのステップで読み取られる。
）ステップ７８０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌがステップ７６０の結果を
、ステップ７７０の結果によりキーが付けられた擬似非対称関数Ｆ5を使用して
変換する。最後に、ステップ７９０で、この結果が保護メモリの指定されたアド
レスに書き込まれる。無許可のキー更新を実行しようと試みると、大抵の時間（
すなわち、ｋビットのチップ固有のｆｉｘｕｐ値では確率２-kによる）にキーが
破損されるので、攻撃者は無許可のキー更新を、商業的に実行可能な攻撃を生成
するために十分高い成功率で実行することはできない。別の実施形態のグループ
ターゲッティングを、以下で図１０および図１１を参照して記載することに留意
されたい。図７に示す実施形態の多数の変形形態も可能である。（たとえば）以
下の「変形形態」というタイトルのセクションを参照されたい。
【００６９】
パーソナライゼーション
パーソナライゼーション中に、ＣＨＩＰ＿ＫＥＹおよびＢＡＴＣＨ＿ＫＥＹを
含むキーが追加される。製造プロセスが許可した場合、製造中に、たとえばオン
チップフューズにブローすることによって、これらのキーをＣｒｙｐｔｏＦｉｒ
ｅｗａｌｌに格納することができる。これらを保護メモリに格納することもでき
るが、攻撃者があるＣＲＵからのキー値を別のＣＲＵへ格納できるようにするこ
とを防止するために、配慮しなければならない。このような攻撃を防止するため
に使用可能な方法は、キー領域への書込みアクセスをパーソナライゼーション後
に防止すること（たとえば、ライトプロテクトフューズをブローすることによる
）、これらの領域へのアクセスを暗号化により規制すること、およびビットクリ
アまたはビット設定オペレーションを使用不可能にして、攻撃者があるキーを別
のキーに変換することを防止することを含む。（有効なキーを、等しい数の設定
およびクリアビットにより選択して、キーの変更にはビットの設定およびクリア
が必要となるようにすることができる。）侵略的でない攻撃を使用して実行され
た変更が、有用な結果を生成することなくキーを破損する確率が高いとすれば、
キーの修正を許可することも可能である。
含むキーが追加される。製造プロセスが許可した場合、製造中に、たとえばオン
チップフューズにブローすることによって、これらのキーをＣｒｙｐｔｏＦｉｒ
ｅｗａｌｌに格納することができる。これらを保護メモリに格納することもでき
るが、攻撃者があるＣＲＵからのキー値を別のＣＲＵへ格納できるようにするこ
とを防止するために、配慮しなければならない。このような攻撃を防止するため
に使用可能な方法は、キー領域への書込みアクセスをパーソナライゼーション後
に防止すること（たとえば、ライトプロテクトフューズをブローすることによる
）、これらの領域へのアクセスを暗号化により規制すること、およびビットクリ
アまたはビット設定オペレーションを使用不可能にして、攻撃者があるキーを別
のキーに変換することを防止することを含む。（有効なキーを、等しい数の設定
およびクリアビットにより選択して、キーの変更にはビットの設定およびクリア
が必要となるようにすることができる。）侵略的でない攻撃を使用して実行され
た変更が、有用な結果を生成することなくキーを破損する確率が高いとすれば、
キーの修正を許可することも可能である。
【００７０】
擬似非対称関数生成
擬似非対称関数は好ましいアーキテクチャに含まれ、これは、単一のデバイス
が損なわれた場合、結果を制限する助けとなることができるからである。暗号プ
ロトコルのみ（ハードウェア不正防止性なし）では、ブロードキャストコンテン
ツ配布システムに対する多数の攻撃を防止することができない。これは、許可さ
れた再生システムの無許可のレプリカが信号を復号化できるからである。結果と
して、ハードウェア実施は、リバースエンジニアリングまたはクローニングが困
難であるべきである。
が損なわれた場合、結果を制限する助けとなることができるからである。暗号プ
ロトコルのみ（ハードウェア不正防止性なし）では、ブロードキャストコンテン
ツ配布システムに対する多数の攻撃を防止することができない。これは、許可さ
れた再生システムの無許可のレプリカが信号を復号化できるからである。結果と
して、ハードウェア実施は、リバースエンジニアリングまたはクローニングが困
難であるべきである。
【００７１】
一実施形態では、擬似非対称アルゴリズムが、ソフトウェア実施ジェネレータ
を使用して生成される。ジェネレータはランダム化アルゴリズムを、乱数ソース
からのデータを使用して構築し、これらは真の乱数発生器、擬似乱数発生器（ス
トリーム暗号など）、事前計算されたランダム化入力ファイルなどである。ジェ
ネレータはランダムデータを使用して、暗号化変換を実行するハードウェア回路
を自動的に設計する。ランダムソースの目的は、回路構成およびそれが実行する
ファンクションが攻撃者に知られないことを保証することである。
を使用して生成される。ジェネレータはランダム化アルゴリズムを、乱数ソース
からのデータを使用して構築し、これらは真の乱数発生器、擬似乱数発生器（ス
トリーム暗号など）、事前計算されたランダム化入力ファイルなどである。ジェ
ネレータはランダムデータを使用して、暗号化変換を実行するハードウェア回路
を自動的に設計する。ランダムソースの目的は、回路構成およびそれが実行する
ファンクションが攻撃者に知られないことを保証することである。
【００７２】
図８は、本発明の擬似非対称関数ジェネレータ（ＰＡＦＧ）の一実施形態を例
示する。入力メッセージが１２８ビットのシフトレジスタ８００に格納される。
シフトレジスタビット１ないし１２７のコンテンツ８１０に、Ｕ1ないしＵ127と
いうラベルが付けられる。加えて、１２８ビットの順列セレクタ（キー）Ｋも、
Ｋ0ないしＫ127（８０２というラベルが付けられる）として使用可能であり、ク
ロックサイクルカウンタＣは、Ｃ0ないしＣ15（８０４というラベルが付けられ
る）として使用可能である。計算回路は、一連の６４個のＮＡＮＤゲート８２０
を含み、これらは入力Ｖ0ないしＶ127（８１５というラベルが付けられる）を有
する。各ＮＡＮＤゲートについて、ＰＡＦＧがそのランダムソースを使用して、
ランダムに１つの入力ビットをＵ1ないしＵ127から選択し、かつランダムに他の
入力ビットをＣ0．．．Ｃ15、Ｋ0．．．Ｋ127、およびＵ1．．．Ｕ127の間から
選択する。（この例示的実施形態における変換が順列であることを保証するため
、８０５というラベルの付いた最も左のシフトレジスタビットはここでは使用さ
れない。）
示する。入力メッセージが１２８ビットのシフトレジスタ８００に格納される。
シフトレジスタビット１ないし１２７のコンテンツ８１０に、Ｕ1ないしＵ127と
いうラベルが付けられる。加えて、１２８ビットの順列セレクタ（キー）Ｋも、
Ｋ0ないしＫ127（８０２というラベルが付けられる）として使用可能であり、ク
ロックサイクルカウンタＣは、Ｃ0ないしＣ15（８０４というラベルが付けられ
る）として使用可能である。計算回路は、一連の６４個のＮＡＮＤゲート８２０
を含み、これらは入力Ｖ0ないしＶ127（８１５というラベルが付けられる）を有
する。各ＮＡＮＤゲートについて、ＰＡＦＧがそのランダムソースを使用して、
ランダムに１つの入力ビットをＵ1ないしＵ127から選択し、かつランダムに他の
入力ビットをＣ0．．．Ｃ15、Ｋ0．．．Ｋ127、およびＵ1．．．Ｕ127の間から
選択する。（この例示的実施形態における変換が順列であることを保証するため
、８０５というラベルの付いた最も左のシフトレジスタビットはここでは使用さ
れない。）
【００７３】
ＮＡＮＤゲート８２０の出力には、Ｗ0ないしＷ63というラベルが付けられる
。これらはそれぞれＸ0ないしＸ127（８３５というラベルが付けられる）のうち
１つまたは複数に接続され、そこで特定の接続の選択がＰＡＦＧによって行われ
る。ＸＯＲゲート８４０への残りの入力が、Ｃ0．．．Ｃ15、Ｋ0．．．Ｋ127お
よび／またはＵ1．．．Ｕ127からランダムに選択されたビットに接続される。Ｘ
ＯＲゲート出力８５０（Ｙ0ないしＹ63というラベルが付けられる）が、ＰＡＦ
Ｇによって、Ｚ0ないしＺ127（８５５とラベルが付けられる）からランダムに選
択された入力に接続される。最後のセットのＮＡＮＤゲート８６０への残りの入
力が、Ｃ0．．．Ｃ15、Ｋ0．．．Ｋ127、Ｕ1．．．Ｕ127、Ｗ0．．．Ｗ63および
Ｙ0．．．Ｙ63の間から選択される。最後に、ＮＡＮＤゲート８６０の出力およ
び元の１２８ビットのシフトレジスタの左側のビット８０５が共に、ＸＯＲゲー
ト８７０によってＸＯＲされ、単一ビットの結果８８０が生成される。次いで、
１２８ビットのシフトレジスタ８００が左に１つの位置だけシフトされ（すなわ
ち、ビット１のコンテンツをビット０に、ビット２をビット１に、ビット１２７
をビット１２６に、などのように格納する）、単一の結果ビット８８０がビット
位置１２７に入れられる。入力ブロックを変換するため、図８に示すオペレーシ
ョンが、各オペレーション後に、クロックカウンタ８０４への対応する増分また
は更新により繰り返し実行される。キー８０２も更新することができ、これはた
とえば、これを最大長のシフトレジスタにより変換することによって行う。実行
される反復の回数は実施に固有であり、パフォーマンス要件および混合関数の品
質などの要素に応じて可変となる可能性がある。
。これらはそれぞれＸ0ないしＸ127（８３５というラベルが付けられる）のうち
１つまたは複数に接続され、そこで特定の接続の選択がＰＡＦＧによって行われ
る。ＸＯＲゲート８４０への残りの入力が、Ｃ0．．．Ｃ15、Ｋ0．．．Ｋ127お
よび／またはＵ1．．．Ｕ127からランダムに選択されたビットに接続される。Ｘ
ＯＲゲート出力８５０（Ｙ0ないしＹ63というラベルが付けられる）が、ＰＡＦ
Ｇによって、Ｚ0ないしＺ127（８５５とラベルが付けられる）からランダムに選
択された入力に接続される。最後のセットのＮＡＮＤゲート８６０への残りの入
力が、Ｃ0．．．Ｃ15、Ｋ0．．．Ｋ127、Ｕ1．．．Ｕ127、Ｗ0．．．Ｗ63および
Ｙ0．．．Ｙ63の間から選択される。最後に、ＮＡＮＤゲート８６０の出力およ
び元の１２８ビットのシフトレジスタの左側のビット８０５が共に、ＸＯＲゲー
ト８７０によってＸＯＲされ、単一ビットの結果８８０が生成される。次いで、
１２８ビットのシフトレジスタ８００が左に１つの位置だけシフトされ（すなわ
ち、ビット１のコンテンツをビット０に、ビット２をビット１に、ビット１２７
をビット１２６に、などのように格納する）、単一の結果ビット８８０がビット
位置１２７に入れられる。入力ブロックを変換するため、図８に示すオペレーシ
ョンが、各オペレーション後に、クロックカウンタ８０４への対応する増分また
は更新により繰り返し実行される。キー８０２も更新することができ、これはた
とえば、これを最大長のシフトレジスタにより変換することによって行う。実行
される反復の回数は実施に固有であり、パフォーマンス要件および混合関数の品
質などの要素に応じて可変となる可能性がある。
【００７４】
もちろん、図８に例示した実施は実質的に簡素化されており、これは実際のハ
ードウェア実施は数千ものゲートからなる可能性があるからである。加えて、例
示的実施形態は２つのタイプのゲート（ＸＯＲおよびＮＡＮＤ）しか使用しない
が、他の論理演算を追加して、あるいはその代りに使用することができる。追加
の入力を計算に組み込むこともでき、あるいはいくつかの入力（カウンタＣなど
）を省くことができる。
ードウェア実施は数千ものゲートからなる可能性があるからである。加えて、例
示的実施形態は２つのタイプのゲート（ＸＯＲおよびＮＡＮＤ）しか使用しない
が、他の論理演算を追加して、あるいはその代りに使用することができる。追加
の入力を計算に組み込むこともでき、あるいはいくつかの入力（カウンタＣなど
）を省くことができる。
【００７５】
図８は１２８ビットから１ビットの基本変換関数を使用するが、他の実施形態
は、変換のための他の構成を使用することもできる。たとえば、構築された関数
は、Ｆｅｉｓｔｅｌ構造（これはバランスが取れているか、あるいはバランスが
取れていない可能性がある）を有することができる。Ｆｅｉｓｔｅｌまたはシフ
トレジスタの規則性のない構成も使用することができる（これは、多数の相互関
係のある内部中間物がある場合、計算中間物用の回路をマイクロプローブするな
どの攻撃をより困難にすることができるので、有利である可能性がある）。擬似
非対称関数が順列であることは通常は有利であるが、いくつかの実施形態は、厳
密には順列でない関数を生成する可能性もある。図８に示す実施形態は２つの入
力パラメータ（データブロックおよびキーブロック）を使用するが、代替実施形
態はこれらを結合し、キーをなくし、あるいは追加のパラメータ値を含めること
ができる。
は、変換のための他の構成を使用することもできる。たとえば、構築された関数
は、Ｆｅｉｓｔｅｌ構造（これはバランスが取れているか、あるいはバランスが
取れていない可能性がある）を有することができる。Ｆｅｉｓｔｅｌまたはシフ
トレジスタの規則性のない構成も使用することができる（これは、多数の相互関
係のある内部中間物がある場合、計算中間物用の回路をマイクロプローブするな
どの攻撃をより困難にすることができるので、有利である可能性がある）。擬似
非対称関数が順列であることは通常は有利であるが、いくつかの実施形態は、厳
密には順列でない関数を生成する可能性もある。図８に示す実施形態は２つの入
力パラメータ（データブロックおよびキーブロック）を使用するが、代替実施形
態はこれらを結合し、キーをなくし、あるいは追加のパラメータ値を含めること
ができる。
【００７６】
いくつかのＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの実施形態では、多数の擬似非対称
関数を使用して、あるオペレーションからの出力を、別のオペレーションを攻撃
するために使用できないことを保証するので有利である。実施の規模を縮小する
ため、これらの関数の間の多数またはすべての論理コンポーネントを共有するこ
とが可能である。単一の変換回路は、変換セレクタが使用された場合、多数のオ
ペレーションを提供することができる。たとえば、図８に示すＣ0．．．Ｃ15に
おけるカウンタの最上位８ビットに配置された３ビットの関数識別子は、８つの
別々の変換オペレーションに備えることができる。
関数を使用して、あるオペレーションからの出力を、別のオペレーションを攻撃
するために使用できないことを保証するので有利である。実施の規模を縮小する
ため、これらの関数の間の多数またはすべての論理コンポーネントを共有するこ
とが可能である。単一の変換回路は、変換セレクタが使用された場合、多数のオ
ペレーションを提供することができる。たとえば、図８に示すＣ0．．．Ｃ15に
おけるカウンタの最上位８ビットに配置された３ビットの関数識別子は、８つの
別々の変換オペレーションに備えることができる。
【００７７】
ＰＡＦＧの出力はいかなる形式を有することもできるが、通常は回路表現であ
り、これを直接、特定用途向け集積回路（ＡＳＩＣ）に組み込むことができる。
たとえば、集積回路を設計するための標準の言語（ＶｅｒｉｌｏｇおよびＶＨＤ
Ｌ）を出力フォーマットとして使用することができる。追加の自動または手動に
よる出力の修正（関数の周囲の基本構造の追加、オペレーションの最適化など）
を、必要な場合に実行することができる。
り、これを直接、特定用途向け集積回路（ＡＳＩＣ）に組み込むことができる。
たとえば、集積回路を設計するための標準の言語（ＶｅｒｉｌｏｇおよびＶＨＤ
Ｌ）を出力フォーマットとして使用することができる。追加の自動または手動に
よる出力の修正（関数の周囲の基本構造の追加、オペレーションの最適化など）
を、必要な場合に実行することができる。
【００７８】
好ましい実施形態では、ＰＡＦＧは、「順方向」関数に加えて、逆関数のため
の回路定義も出力する。順方向関数のハードウェア実施は、アントラステッドな
関係者に、たとえばＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌにおいて配布され、逆関数は
通常、コンテンツプロバイダによって安全に管理され、コンテンツ、ＲＥＭ、Ｋ
ＤＭなどを配布用に準備するために使用される。逆関数を含むデバイスがコンテ
ンツプロバイダによって操作されるので、これらを物理的に安全な位置に格納す
ることができる。結果として、不正防止性は必要ではなく、そのため、逆関数を
（たとえば）ソフトウェアにおいて、あるいはプログラマブル集積回路（ＦＰＧ
Ａなど）において実施することができる。
の回路定義も出力する。順方向関数のハードウェア実施は、アントラステッドな
関係者に、たとえばＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌにおいて配布され、逆関数は
通常、コンテンツプロバイダによって安全に管理され、コンテンツ、ＲＥＭ、Ｋ
ＤＭなどを配布用に準備するために使用される。逆関数を含むデバイスがコンテ
ンツプロバイダによって操作されるので、これらを物理的に安全な位置に格納す
ることができる。結果として、不正防止性は必要ではなく、そのため、逆関数を
（たとえば）ソフトウェアにおいて、あるいはプログラマブル集積回路（ＦＰＧ
Ａなど）において実施することができる。
【００７９】
ＰＡＦＧを、実施に合わせて調整された出力を生成するように構成可能にする
ことが可能である。たとえば、出力を、異なる回路記述言語、回路サイズ、レイ
アウト、論理ゲート（論理セル）タイプ、および記述制限に対応するように調整
することができる。たとえば、一実施形態では、ＰＡＦＧが可変サイズの回路を
生成するように構成され、システム設計者が、チップのダイ上で使用可能な空間
の量に対応するサイズを有する出力回路を選択できるようにする。
ことが可能である。たとえば、出力を、異なる回路記述言語、回路サイズ、レイ
アウト、論理ゲート（論理セル）タイプ、および記述制限に対応するように調整
することができる。たとえば、一実施形態では、ＰＡＦＧが可変サイズの回路を
生成するように構成され、システム設計者が、チップのダイ上で使用可能な空間
の量に対応するサイズを有する出力回路を選択できるようにする。
【００８０】
ＰＡＧＦアーキテクチャの１つの主要な利点は、それが、リバースエンジニア
リングが困難である回路を生成でき、なおオープンな暗号化評価を可能にするこ
とである。ＰＡＦＧ自体はいかなる秘密を含む必要もなく、これは、それが出力
回路を、相互接続、およびランダムソースを使用して生成された他の設計パラメ
ータを使用して構築するからである。結果として、ＰＡＦＧ設計および実施を解
析し、あるいはオープンなレビューのために公開して、ＰＡＦＧが暗号化的に安
全でない関数を生成するいずれかの著しい可能性があるかどうかを評価すること
ができる。したがって、ＰＡＦＧアーキテクチャは、外部のレビューの無制限の
使用を可能にし、不明瞭にされたアルゴリズムを使用するときに通常必要とされ
る、レビューする者に対する煩わしいセキュリティ上の予防措置を必要としない
。したがって、ＰＡＦＧは、リバースエンジニアリングに対する耐性を提供し、
不明瞭さによってセキュリティに依拠することもない。（もちろん、十分なラン
ダムソースを使用しないＰＡＦＧ実施も構築することができるが、好ましくない
。）
リングが困難である回路を生成でき、なおオープンな暗号化評価を可能にするこ
とである。ＰＡＦＧ自体はいかなる秘密を含む必要もなく、これは、それが出力
回路を、相互接続、およびランダムソースを使用して生成された他の設計パラメ
ータを使用して構築するからである。結果として、ＰＡＦＧ設計および実施を解
析し、あるいはオープンなレビューのために公開して、ＰＡＦＧが暗号化的に安
全でない関数を生成するいずれかの著しい可能性があるかどうかを評価すること
ができる。したがって、ＰＡＦＧアーキテクチャは、外部のレビューの無制限の
使用を可能にし、不明瞭にされたアルゴリズムを使用するときに通常必要とされ
る、レビューする者に対する煩わしいセキュリティ上の予防措置を必要としない
。したがって、ＰＡＦＧは、リバースエンジニアリングに対する耐性を提供し、
不明瞭さによってセキュリティに依拠することもない。（もちろん、十分なラン
ダムソースを使用しないＰＡＦＧ実施も構築することができるが、好ましくない
。）
【００８１】
例示的な簡素化されたアーキテクチャ
図２ないし図７に関して記載したＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの複雑性を、
著しく減らすことができる。このセクションでは、一般的なメモリ保護およびセ
キュリティ機能を維持する、１つのこのような簡素化されたアーキテクチャを概
説する。最初に提示する実施形態では、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌがプリペ
イド権利のみをサポートし、他のセキュリティ機能（ポストペイメント購入監査
など）を（それほど安全でない）ＩＣＰによって実施させるようにしておく。欠
点は、ＩＣＰを損なう攻撃者が潜在的にポストペイメント監査レコードを消去す
る可能性があることであるが、利点は、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌ実施が著
しく簡素化されることである。
著しく減らすことができる。このセクションでは、一般的なメモリ保護およびセ
キュリティ機能を維持する、１つのこのような簡素化されたアーキテクチャを概
説する。最初に提示する実施形態では、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌがプリペ
イド権利のみをサポートし、他のセキュリティ機能（ポストペイメント購入監査
など）を（それほど安全でない）ＩＣＰによって実施させるようにしておく。欠
点は、ＩＣＰを損なう攻撃者が潜在的にポストペイメント監査レコードを消去す
る可能性があることであるが、利点は、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌ実施が著
しく簡素化されることである。
【００８２】
図９は、例示的ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌのオペレーションの図であり、
これはプリペイド権利を実施するが、ポストペイド権利をサポートするように容
易に拡張することができる。ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの後ろの不揮発性保
護メモリは、デバイスキー（ＣＨＩＰ＿ＫＥＹ）、ならびにプリペイド権利キー
を格納するためのメモリ位置を含む。ステップ９００で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅ
ｗａｌｌがキーアドレスをＩＣＰから受信し、このアドレスが保護メモリにおけ
る有効なキーオフセットに対応することを確かめる。（たとえば、キーが８バイ
トの長さであった場合、３つの最下位アドレスビットをゼロにすることにより、
ベースアドレスが誤って位置合わせされないようにする。）ステップ９１０で、
ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが保護メモリから、指定されたアドレスに格納さ
れたデータをロードし、結果をキーレジスタに入れる。ステップ９２０で、Ｃｒ
ｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌがデータブロックをＩＣＰから受信する。ステップ９
３０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが、ステップ９１０で読み取られたキー
を、擬似非対称関数と共に使用して、ステップ９２０で得られたデータブロック
を変換する。ステップ９４０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが、ステップ９
００で読み取られたアドレスが保護メモリにおけるＣＨＩＰ＿ＫＥＹの位置に対
応するかどうかをテストする。そうでなかった場合、ステップ９５０で、Ｃｒｙ
ｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが擬似非対称変換の結果をＩＣＰへ出力し、終了する。
（ＣＨＩＰ＿ＫＥＹ以外のキー−すなわち、権利キー−を使用して生成された結
果が、コンテンツ解読キーを導出するために使用され、そのため結果は格納され
ない。ＣＨＩＰ＿ＫＥＹにより保護された変換が、新しい権利キーを保護メモリ
に追加するために使用される。）そうでない場合、ステップ９６０で、Ｃｒｙｐ
ｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが第２のアドレスをＩＣＰから読み取る。ステップ９７０
で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが任意選択的に、変換の結果が、ステップ９
６０で指定されたアドレスに書き込むために有効であるかどうかをテストして、
攻撃者が保護メモリにおける値を不適切に修正することを防止する。このチェッ
クは主として、更新可能メモリに格納されたＣＨＩＰ＿ＫＥＹ値を上書きするこ
とを防止するために必要とされる。（たとえば、ＣＨＩＰ＿ＫＥＹへの書込みを
可能とする前に、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、擬似非対称変換の結果が事
前定義された特性−たとえば、その最初の５６ビットが「１０」に等しく２８回
繰り返すという特性を有していることを検証することができる。）別法として、
あるいは加えて、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、宛先アドレス値が適切であ
る（たとえば、ＣＨＩＰ＿ＫＥＹをポイントしていない）ことを検証するべきで
ある。ステップ９７０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが、この書込みが許可
されると決定した場合、ステップ９８０で、これが書き込みを実行する。
これはプリペイド権利を実施するが、ポストペイド権利をサポートするように容
易に拡張することができる。ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの後ろの不揮発性保
護メモリは、デバイスキー（ＣＨＩＰ＿ＫＥＹ）、ならびにプリペイド権利キー
を格納するためのメモリ位置を含む。ステップ９００で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅ
ｗａｌｌがキーアドレスをＩＣＰから受信し、このアドレスが保護メモリにおけ
る有効なキーオフセットに対応することを確かめる。（たとえば、キーが８バイ
トの長さであった場合、３つの最下位アドレスビットをゼロにすることにより、
ベースアドレスが誤って位置合わせされないようにする。）ステップ９１０で、
ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが保護メモリから、指定されたアドレスに格納さ
れたデータをロードし、結果をキーレジスタに入れる。ステップ９２０で、Ｃｒ
ｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌがデータブロックをＩＣＰから受信する。ステップ９
３０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが、ステップ９１０で読み取られたキー
を、擬似非対称関数と共に使用して、ステップ９２０で得られたデータブロック
を変換する。ステップ９４０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが、ステップ９
００で読み取られたアドレスが保護メモリにおけるＣＨＩＰ＿ＫＥＹの位置に対
応するかどうかをテストする。そうでなかった場合、ステップ９５０で、Ｃｒｙ
ｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが擬似非対称変換の結果をＩＣＰへ出力し、終了する。
（ＣＨＩＰ＿ＫＥＹ以外のキー−すなわち、権利キー−を使用して生成された結
果が、コンテンツ解読キーを導出するために使用され、そのため結果は格納され
ない。ＣＨＩＰ＿ＫＥＹにより保護された変換が、新しい権利キーを保護メモリ
に追加するために使用される。）そうでない場合、ステップ９６０で、Ｃｒｙｐ
ｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが第２のアドレスをＩＣＰから読み取る。ステップ９７０
で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが任意選択的に、変換の結果が、ステップ９
６０で指定されたアドレスに書き込むために有効であるかどうかをテストして、
攻撃者が保護メモリにおける値を不適切に修正することを防止する。このチェッ
クは主として、更新可能メモリに格納されたＣＨＩＰ＿ＫＥＹ値を上書きするこ
とを防止するために必要とされる。（たとえば、ＣＨＩＰ＿ＫＥＹへの書込みを
可能とする前に、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、擬似非対称変換の結果が事
前定義された特性−たとえば、その最初の５６ビットが「１０」に等しく２８回
繰り返すという特性を有していることを検証することができる。）別法として、
あるいは加えて、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、宛先アドレス値が適切であ
る（たとえば、ＣＨＩＰ＿ＫＥＹをポイントしていない）ことを検証するべきで
ある。ステップ９７０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが、この書込みが許可
されると決定した場合、ステップ９８０で、これが書き込みを実行する。
【００８３】
図９の実施形態は、大変簡素であるという利点を有しており、よって、相対的
に実施およびテストが容易であるが、いくつかのセキュリティ作業（特に、ポス
トペイド購入の追跡）をＩＣＰに付託する。結果として、ＩＣＰを損なう攻撃者
は、ポストペイメント監査を不正に変更する可能性がある。上記のように、この
ような攻撃の危険性を、ポストペイドコンテンツにアクセスするためにプリペイ
ド権利キーの存在を必要とすることによって軽減することができる。このプリペ
イド権利キーを、オンライン監査がうまく完了したときに更新することができ、
それにより、最近監査されていないデバイスがポストペイドコンテンツにアクセ
スすることを防止する。（「ハッキングされた」ＣＲＵを使用して監査を実行す
ることは相対的に危険であり、特に、違法の活動を示唆する監査を、インターネ
ットＩＰアドレス、呼び出し側ＩＤ／ＡＮＩなどを介して特定のユーザまで辿っ
て追跡できる場合、そうである。結果として、実際の、かつ知覚された危険性が
、ポストペイメント監査データへの攻撃が重大な侵害の脅威を提示しないほどに
十分高くなる可能性がある。）
に実施およびテストが容易であるが、いくつかのセキュリティ作業（特に、ポス
トペイド購入の追跡）をＩＣＰに付託する。結果として、ＩＣＰを損なう攻撃者
は、ポストペイメント監査を不正に変更する可能性がある。上記のように、この
ような攻撃の危険性を、ポストペイドコンテンツにアクセスするためにプリペイ
ド権利キーの存在を必要とすることによって軽減することができる。このプリペ
イド権利キーを、オンライン監査がうまく完了したときに更新することができ、
それにより、最近監査されていないデバイスがポストペイドコンテンツにアクセ
スすることを防止する。（「ハッキングされた」ＣＲＵを使用して監査を実行す
ることは相対的に危険であり、特に、違法の活動を示唆する監査を、インターネ
ットＩＰアドレス、呼び出し側ＩＤ／ＡＮＩなどを介して特定のユーザまで辿っ
て追跡できる場合、そうである。結果として、実際の、かつ知覚された危険性が
、ポストペイメント監査データへの攻撃が重大な侵害の脅威を提示しないほどに
十分高くなる可能性がある。）
【００８４】
適度に複雑性を追加することにより、図９のアーキテクチャを、ポストペイメ
ント購入のサポートを含むように拡張することができる。ステップ９４０で、Ｃ
ｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、アドレスが一意のチップ固有のキーまたはポス
トペイメント許可キーをポイントするかどうかをチェックする。いずれもポイン
トしなかった場合、処理が図のようにステップ９５０へ進行する。そうでない場
合、ステップ９６０が通常に実行され、次いでステップ９７０が以下のように実
行される。 （ａ）ステップ９１０でロードされたキーがポストペイメント許可キーであっ
た場合、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが、ステップ９６０で受信されたアドレ
スが空のポストペイド権利スロットに対応するかどうかをテストする。そうであ
った場合、ステップ９８０で、変換の結果が書き込まれる。（これは、ポストペ
イド権利キーの標準の追加に対応する。）そうでない場合、アドレスがポストペ
イド権利スロットに対応しなかった場合、あるいはスロットが空でなかった場合
、書込みは実行されない。 （ｂ）ステップ９１０でロードされたキーがチップ固有のキーであり、かつス
テップ９６０で受信されたアドレスがプリペイド権利スロットに対応した場合、
変換の結果が書き込まれる。（これは、プリペイド権利キーの標準の追加に対応
する。）ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは任意選択的に、ポストペイメント権利
キーの置き換えも可能にすることができる（すなわち、ステップ９６０で受信さ
れたアドレスが、ポストペイメント許可キーに対応した場合）。 （ｃ）ステップ９１０でロードされたキーがチップ固有のキーであり、かつス
テップ９６０で受信されたアドレスがポストペイド権利スロットに対応した場合
、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが、ステップ９３０からの変換の結果がポスト
ペイド権利スロットの値に合致するかどうかをテストする。合致があった場合、
メモリスロットがクリアされる。そうでない場合、書込みは実行されない。
ント購入のサポートを含むように拡張することができる。ステップ９４０で、Ｃ
ｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、アドレスが一意のチップ固有のキーまたはポス
トペイメント許可キーをポイントするかどうかをチェックする。いずれもポイン
トしなかった場合、処理が図のようにステップ９５０へ進行する。そうでない場
合、ステップ９６０が通常に実行され、次いでステップ９７０が以下のように実
行される。 （ａ）ステップ９１０でロードされたキーがポストペイメント許可キーであっ
た場合、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが、ステップ９６０で受信されたアドレ
スが空のポストペイド権利スロットに対応するかどうかをテストする。そうであ
った場合、ステップ９８０で、変換の結果が書き込まれる。（これは、ポストペ
イド権利キーの標準の追加に対応する。）そうでない場合、アドレスがポストペ
イド権利スロットに対応しなかった場合、あるいはスロットが空でなかった場合
、書込みは実行されない。 （ｂ）ステップ９１０でロードされたキーがチップ固有のキーであり、かつス
テップ９６０で受信されたアドレスがプリペイド権利スロットに対応した場合、
変換の結果が書き込まれる。（これは、プリペイド権利キーの標準の追加に対応
する。）ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは任意選択的に、ポストペイメント権利
キーの置き換えも可能にすることができる（すなわち、ステップ９６０で受信さ
れたアドレスが、ポストペイメント許可キーに対応した場合）。 （ｃ）ステップ９１０でロードされたキーがチップ固有のキーであり、かつス
テップ９６０で受信されたアドレスがポストペイド権利スロットに対応した場合
、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが、ステップ９３０からの変換の結果がポスト
ペイド権利スロットの値に合致するかどうかをテストする。合致があった場合、
メモリスロットがクリアされる。そうでない場合、書込みは実行されない。
【００８５】
すべてのビットがクリアされた（あるいは設定された）場合、ポストペイド権
利スロットを空として指定することができる。この場合、上の（ｂ）および（ｃ
）において使用される更新プロセスは、ビットを保護メモリにおいて書き込むこ
と（またはクリアすること）のみを必要とする。保護メモリが、ＥＥＰＲＯＭな
どの技術を使用した場合、ビットのクリアおよびビットの設定オペレーションが
別々に実行され、ポストペイメント追加プロセスを、購入およびクリアがそれぞ
れ１タイプのビットオペレーションを使用するように実施することができる。
利スロットを空として指定することができる。この場合、上の（ｂ）および（ｃ
）において使用される更新プロセスは、ビットを保護メモリにおいて書き込むこ
と（またはクリアすること）のみを必要とする。保護メモリが、ＥＥＰＲＯＭな
どの技術を使用した場合、ビットのクリアおよびビットの設定オペレーションが
別々に実行され、ポストペイメント追加プロセスを、購入およびクリアがそれぞ
れ１タイプのビットオペレーションを使用するように実施することができる。
【００８６】
ポストペイド購入を監査するため、コンテンツプロバイダは（たとえば、）標
準キー生成プロセスを使用し、ステップ９２０で、データブロックのためのラン
ダムチャレンジを提供することができる。ステップ９５０からの出力が、ポスト
ペイド購入キーのための予想された値と比較されて、保護メモリにおけるキーが
識別される。（別法として、あるいは加えて、購入データをＩＣＰから得ること
ができ、あるいは追加の論理をＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌにおいて監査のた
めに設けることができる。）監査クリアプロセスが、チップ固有のキーを使用し
て保護されるので、監査データを修正する攻撃の効果は限られたものとなる。詳
細には、監査レコードは、コンテンツプロバイダが正しい監査データを有してい
る場合にのみクリアされる。結果として、支払うことなく実行できる購入の数が
、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌにおけるポストペイメント監査レコートスロッ
トの数によって制限される。危機管理のため、コンテンツプロバイダは最初に、
わずかな空のスロットのみを備えたＣＲＵを出荷し、次いで、顧客が自分の信用
性を確立するにつれて徐々にスロットをクリアすることができる。
準キー生成プロセスを使用し、ステップ９２０で、データブロックのためのラン
ダムチャレンジを提供することができる。ステップ９５０からの出力が、ポスト
ペイド購入キーのための予想された値と比較されて、保護メモリにおけるキーが
識別される。（別法として、あるいは加えて、購入データをＩＣＰから得ること
ができ、あるいは追加の論理をＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌにおいて監査のた
めに設けることができる。）監査クリアプロセスが、チップ固有のキーを使用し
て保護されるので、監査データを修正する攻撃の効果は限られたものとなる。詳
細には、監査レコードは、コンテンツプロバイダが正しい監査データを有してい
る場合にのみクリアされる。結果として、支払うことなく実行できる購入の数が
、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌにおけるポストペイメント監査レコートスロッ
トの数によって制限される。危機管理のため、コンテンツプロバイダは最初に、
わずかな空のスロットのみを備えたＣＲＵを出荷し、次いで、顧客が自分の信用
性を確立するにつれて徐々にスロットをクリアすることができる。
【００８７】
別の例示的な簡素化されたアーキテクチャ
このセクションでは、プリペイドコンテンツ購入のためのセキュリティのみを
提供する、簡素化されたＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌアーキテクチャを概説す
る。この実施形態は、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの後ろの書込み可能な不揮
発性メモリの代りに、揮発性メモリを使用することができる利点を有する。揮発
性メモリはしばしば実施しやすいので（たとえば、標準の論理コンポーネントの
みが必要とされるので）、製造および設計コストを削減することができる。
提供する、簡素化されたＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌアーキテクチャを概説す
る。この実施形態は、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの後ろの書込み可能な不揮
発性メモリの代りに、揮発性メモリを使用することができる利点を有する。揮発
性メモリはしばしば実施しやすいので（たとえば、標準の論理コンポーネントの
みが必要とされるので）、製造および設計コストを削減することができる。
【００８８】
揮発性メモリのみを使用する本発明の実施形態は、攻撃者によって置き換える
ことができない一意のパラメータへのアクセスを必要とする。この一意のパラメ
ータが回路に埋め込まれることが好ましく、これはたとえばＲＯＭまたはブロー
されたフューズを使用して行われる。一意のパラメータをチップに埋め込むため
の技術は、背景技術において知られている。たとえば、Ｐａｄｍａｎａｂｈａｎ
他の米国特許第５，７９９，０８０号では、シリアル番号および暗号鍵を集積回
路に埋め込むための技術を記載している。
ことができない一意のパラメータへのアクセスを必要とする。この一意のパラメ
ータが回路に埋め込まれることが好ましく、これはたとえばＲＯＭまたはブロー
されたフューズを使用して行われる。一意のパラメータをチップに埋め込むため
の技術は、背景技術において知られている。たとえば、Ｐａｄｍａｎａｂｈａｎ
他の米国特許第５，７９９，０８０号では、シリアル番号および暗号鍵を集積回
路に埋め込むための技術を記載している。
【００８９】
図１０は、例示的ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの実施形態を示し、これは小
さい（たとえば、６４ビットの）揮発性保護メモリを使用し、バッチキーを使用
してＲＥＭのために必要とされる帯域幅を最小限にするものである。製造中に（
すなわち、図１０のプロセスの前に）、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが、６４
ビットのＢＡＴＣＨ＿ＫＥＹおよび６ビットのＢＡＴＣＨ＿ＯＦＦＳＥＴを永続
的に埋め込むことによってパーソナライズされる。たとえば、６４ペアのフュー
ズを使用して、６４ビットのＢＡＴＣＨ＿ＫＥＹを格納することができ、ここで
パーソナライゼーションプロセスが、各ペアの一方のフューズをブローする。攻
撃者が、攻撃、またはフューズを接続するのみかあるいはブローするのみである
製造上の欠陥から利益を得ないようにするため、自己検査論理を組み込んで、厳
密に各ペアの一方のフューズがブローされるように保証することができる。（も
ちろん、他の自己検査または検証技術も使用することができる。多数のフューズ
を使用して、キービットの値を不明瞭にするための助けとすることもでき、これ
はたとえば、各ビットまたはビットのグループを多数のフューズのＸＯＲまたは
ハッシュにすることによって行う。）ＢＡＴＣＨ＿ＫＥＹおよびＢＡＴＣＨ＿Ｏ
ＦＦＳＥＴの結合がＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌ毎に一意となることが厳密に
要求されないことが、大変好ましい。
さい（たとえば、６４ビットの）揮発性保護メモリを使用し、バッチキーを使用
してＲＥＭのために必要とされる帯域幅を最小限にするものである。製造中に（
すなわち、図１０のプロセスの前に）、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが、６４
ビットのＢＡＴＣＨ＿ＫＥＹおよび６ビットのＢＡＴＣＨ＿ＯＦＦＳＥＴを永続
的に埋め込むことによってパーソナライズされる。たとえば、６４ペアのフュー
ズを使用して、６４ビットのＢＡＴＣＨ＿ＫＥＹを格納することができ、ここで
パーソナライゼーションプロセスが、各ペアの一方のフューズをブローする。攻
撃者が、攻撃、またはフューズを接続するのみかあるいはブローするのみである
製造上の欠陥から利益を得ないようにするため、自己検査論理を組み込んで、厳
密に各ペアの一方のフューズがブローされるように保証することができる。（も
ちろん、他の自己検査または検証技術も使用することができる。多数のフューズ
を使用して、キービットの値を不明瞭にするための助けとすることもでき、これ
はたとえば、各ビットまたはビットのグループを多数のフューズのＸＯＲまたは
ハッシュにすることによって行う。）ＢＡＴＣＨ＿ＫＥＹおよびＢＡＴＣＨ＿Ｏ
ＦＦＳＥＴの結合がＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌ毎に一意となることが厳密に
要求されないことが、大変好ましい。
【００９０】
図１０では、ステップ１０００で、インターフェイスコントロールプロセッサ
（ＩＣＰ）が６４ビットのキーマスク値を、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌにお
ける外部アクセス可能な６４ビットのレジスタにロードする。
（ＩＣＰ）が６４ビットのキーマスク値を、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌにお
ける外部アクセス可能な６４ビットのレジスタにロードする。
【００９１】
ステップ１０１０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、キーマスクにおいて
そのＢＡＴＣＨ＿ＯＦＦＳＥＴに対応するビットが設定されていることを検証す
る。たとえば、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの埋め込みＢＡＴＣＨ＿ＯＦＦＳ
ＥＴがバイナリの１０１１１０（４６デシマル）であった場合、ＣｒｙｐｔｏＦ
ｉｒｅｗａｌｌは、キーマスク値のビット４６が設定されていることを検証し、
そうでなかった場合、処理が終了する。代替実施形態では、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒ
ｅｗａｌｌが、ＢＡＴＣＨ＿ＯＦＦＳＥＴに対応するビットを、それがすでに設
定されていなかった場合、設定する。（もちろん、代替実施形態は、有効につい
てバイナリ「１」以外の符号化を使用すること、他のテストプロセスを使用する
こと、キーマスクをテストの前に解読あるいはそうでない場合は処理すること、
ＢＡＴＣＨ＿ＯＦＦＳＥＴビットが設定されていない場合はキーマスクを破損す
ること、キーマスクにおいて多数のビットを含むバッチオフセットを使用するこ
と、多数のキーマスクを使用することなどができる。）
そのＢＡＴＣＨ＿ＯＦＦＳＥＴに対応するビットが設定されていることを検証す
る。たとえば、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの埋め込みＢＡＴＣＨ＿ＯＦＦＳ
ＥＴがバイナリの１０１１１０（４６デシマル）であった場合、ＣｒｙｐｔｏＦ
ｉｒｅｗａｌｌは、キーマスク値のビット４６が設定されていることを検証し、
そうでなかった場合、処理が終了する。代替実施形態では、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒ
ｅｗａｌｌが、ＢＡＴＣＨ＿ＯＦＦＳＥＴに対応するビットを、それがすでに設
定されていなかった場合、設定する。（もちろん、代替実施形態は、有効につい
てバイナリ「１」以外の符号化を使用すること、他のテストプロセスを使用する
こと、キーマスクをテストの前に解読あるいはそうでない場合は処理すること、
ＢＡＴＣＨ＿ＯＦＦＳＥＴビットが設定されていない場合はキーマスクを破損す
ること、キーマスクにおいて多数のビットを含むバッチオフセットを使用するこ
と、多数のキーマスクを使用することなどができる。）
【００９２】
ステップ１０２０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが、妥当性検査されたキ
ーマスク値を、入力レジスタからＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの保護メモリに
コピーする。ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは任意選択的に、このコピー中にあ
る値の暗号化処理を実行することができる。
ーマスク値を、入力レジスタからＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの保護メモリに
コピーする。ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは任意選択的に、このコピー中にあ
る値の暗号化処理を実行することができる。
【００９３】
ステップ１０３０で、ＩＣＰが６４ビットの暗号化された権利キーをＣｒｙｐ
ｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの外部アクセス可能レジスタにロードする。通常のオペレ
ーションでは、このキーは、ユーザが復号化することを望むあるコンテンツに対
応する。暗号化された権利キーは通常ＩＣＰによって、コンテンツプロバイダに
よって伝送されたＲＥＭから得られる。権利キーは相当な期間に渡って持続する
ことができ（たとえば、ケーブルＴＶチャンネルへの１ヵ月の加入では３０日間
）、暗号化された権利キー値を（対応するキーマスクと共に）、ＣｒｙｐｔｏＦ
ｉｒｅｗａｌｌの外部にある不揮発性メモリにキャッシュすることができる。
ｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの外部アクセス可能レジスタにロードする。通常のオペレ
ーションでは、このキーは、ユーザが復号化することを望むあるコンテンツに対
応する。暗号化された権利キーは通常ＩＣＰによって、コンテンツプロバイダに
よって伝送されたＲＥＭから得られる。権利キーは相当な期間に渡って持続する
ことができ（たとえば、ケーブルＴＶチャンネルへの１ヵ月の加入では３０日間
）、暗号化された権利キー値を（対応するキーマスクと共に）、ＣｒｙｐｔｏＦ
ｉｒｅｗａｌｌの外部にある不揮発性メモリにキャッシュすることができる。
【００９４】
ステップ１０４０で、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが擬似非対称変換を、暗
号化された権利キーに適用する。擬似非対称変換は、保護メモリコンテンツのＸ
ＯＲ（すなわち、検証されたキーマスク値）および製造中にロードされたＢＡＴ
ＣＨ＿ＫＥＹを使用して、キーが付けられる。この変換の結果が保護メモリに格
納され、キーマスクが置き換えられる。
号化された権利キーに適用する。擬似非対称変換は、保護メモリコンテンツのＸ
ＯＲ（すなわち、検証されたキーマスク値）および製造中にロードされたＢＡＴ
ＣＨ＿ＫＥＹを使用して、キーが付けられる。この変換の結果が保護メモリに格
納され、キーマスクが置き換えられる。
【００９５】
ステップ１０５０で、ＩＣＰが、暗号化されたコンテンツ解読キーを、Ｃｒｙ
ｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの外部アクセス可能レジスタに格納する。暗号化された
コンテンツ解読キーは通常、コンテンツプロバイダによって、復号化されるべき
コンテンツと共に配布されたＫＤＭから得られる。
ｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの外部アクセス可能レジスタに格納する。暗号化された
コンテンツ解読キーは通常、コンテンツプロバイダによって、復号化されるべき
コンテンツと共に配布されたＫＤＭから得られる。
【００９６】
ステップ１０６０で、ＩＣＰが擬似非対称変換を、暗号化されたコンテンツ解
読キーに適用する。ステップ１０４０におけるように、擬似非対称変換は、保護
メモリコンテンツのＸＯＲ（すなわち、解読された権利キー）および製造中にロ
ードされたＢＡＴＣＨ＿ＫＥＹを使用して、キーが付けられる。この変換の結果
が、外部アクセス可能レジスタに格納され、そこでステップ１０７０で、これを
ＩＣＰによって読み取り、コンテンツを復号化するために使用することができる
。
読キーに適用する。ステップ１０４０におけるように、擬似非対称変換は、保護
メモリコンテンツのＸＯＲ（すなわち、解読された権利キー）および製造中にロ
ードされたＢＡＴＣＨ＿ＫＥＹを使用して、キーが付けられる。この変換の結果
が、外部アクセス可能レジスタに格納され、そこでステップ１０７０で、これを
ＩＣＰによって読み取り、コンテンツを復号化するために使用することができる
。
【００９７】
図１１は、同じコンテンツ解読キー計算プロセスの図である。キーマスク１１
００は、バッチにおけるどのＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが、暗号化された権
利キー１１２５を解読することを許可されるかを識別する。（暗号化された権利
キーは、関連付けられたキーマスクと共に配布される。）キーマスクがキーマス
クバリデータ１１０５によってチェックされ、これは、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗ
ａｌｌが、キーマスクによって指定されたバッチにおいて許可されたデバイスの
中のものであることを検証する。有効であった場合、キーマスク１１００の表現
が保護メモリ１１１０に格納される。（これが無効であった場合、値が格納され
ず、あるいは破損された形式において格納される。）結合論理１１１５が、保護
メモリコンテンツ１１１０をＢＡＴＣＨ＿ＫＥＹ１１２０とＸＯＲし（あるいは
そうでない場合は結合し）、この結果をキーとして、擬似非対称関数１１３０へ
供給する。
００は、バッチにおけるどのＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが、暗号化された権
利キー１１２５を解読することを許可されるかを識別する。（暗号化された権利
キーは、関連付けられたキーマスクと共に配布される。）キーマスクがキーマス
クバリデータ１１０５によってチェックされ、これは、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗ
ａｌｌが、キーマスクによって指定されたバッチにおいて許可されたデバイスの
中のものであることを検証する。有効であった場合、キーマスク１１００の表現
が保護メモリ１１１０に格納される。（これが無効であった場合、値が格納され
ず、あるいは破損された形式において格納される。）結合論理１１１５が、保護
メモリコンテンツ１１１０をＢＡＴＣＨ＿ＫＥＹ１１２０とＸＯＲし（あるいは
そうでない場合は結合し）、この結果をキーとして、擬似非対称関数１１３０へ
供給する。
【００９８】
擬似非対称変換１１３０に入力されたデータは、暗号化された権利キー１１２
５であり、これが変換され、結果が保護メモリ１１３５に格納される（これは、
保護メモリ１１１０と同じものである）。結合論理１１４０は任意選択的にＢＡ
ＴＣＨ＿ＫＥＹ１１４５（これはＢＡＴＣＨ＿ＫＥＹ１１２０と同じものである
）を保護メモリコンテンツと結合し、この結果をキーとして擬似非対称変換１１
５５へ供給する。結合論理１１４０は任意選択的であり、たとえば、擬似非対称
変換１１３０の出力を直接、キー変換１１５５に使用することができる。変換１
１５５を反転可能にする必要はないことに留意されたい。たとえば、ＨＭＡＣな
ど、キー付きハッシュ関数を、擬似非対称関数の代りに使用することができる。
５であり、これが変換され、結果が保護メモリ１１３５に格納される（これは、
保護メモリ１１１０と同じものである）。結合論理１１４０は任意選択的にＢＡ
ＴＣＨ＿ＫＥＹ１１４５（これはＢＡＴＣＨ＿ＫＥＹ１１２０と同じものである
）を保護メモリコンテンツと結合し、この結果をキーとして擬似非対称変換１１
５５へ供給する。結合論理１１４０は任意選択的であり、たとえば、擬似非対称
変換１１３０の出力を直接、キー変換１１５５に使用することができる。変換１
１５５を反転可能にする必要はないことに留意されたい。たとえば、ＨＭＡＣな
ど、キー付きハッシュ関数を、擬似非対称関数の代りに使用することができる。
【００９９】
暗号化されたコンテンツ解読キー１１５０が擬似非対称変換１１５５によって
変換され、コンテンツ解読キー１１６０が生じる。（ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａ
ｌｌが直接コンテンツ自体を解読する本発明の代替実施形態では、コンテンツ自
体またはコンテンツの一部を、暗号化されたコンテンツ解読キー１１５０の代り
に供給することができる。）コンテンツ解読キー１１６０におけるさらなる処理
を、実際のコンテンツ解読が実行される前に実行することができる（たとえば、
ＩＣＰ、再生デバイスなどによる）。
変換され、コンテンツ解読キー１１６０が生じる。（ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａ
ｌｌが直接コンテンツ自体を解読する本発明の代替実施形態では、コンテンツ自
体またはコンテンツの一部を、暗号化されたコンテンツ解読キー１１５０の代り
に供給することができる。）コンテンツ解読キー１１６０におけるさらなる処理
を、実際のコンテンツ解読が実行される前に実行することができる（たとえば、
ＩＣＰ、再生デバイスなどによる）。
【０１００】
オペレーションが正しい順序で実行されることを保証するため、Ｃｒｙｐｔｏ
Ｆｉｒｅｗａｌｌがトランザクション処理における現在の状態を追跡するべきで
ある。たとえば、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、いかなる結果の読み取りも
、それが処理を完了するまで、可能にするべきではない。
Ｆｉｒｅｗａｌｌがトランザクション処理における現在の状態を追跡するべきで
ある。たとえば、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、いかなる結果の読み取りも
、それが処理を完了するまで、可能にするべきではない。
【０１０１】
権利キーを配布するため、コンテンツプロバイダは最初に権利キーの値を選択
し、バッチにおいて、このキーを受信することが許可される１つまたは複数のＣ
ＲＵを識別する。次に、コンテンツプロバイダはキーマスクを構築し、これは、
許可されたＣＲＵのＢＡＴＣＨ＿ＯＦＦＳＥＴ値に対応するビットを設定するこ
とによって行う。マスクおよびＢＡＴＣＨ＿ＫＥＹから、コンテンツプロバイダ
は論理１１１５の出力を組立てることができる。擬似非対称変換１１３０の逆（
たとえば、ＰＡＦＧによって準備されたようなもの）を、論理１１１５の出力を
キーとして使用することにより、コンテンツプロバイダが、配布用の暗号化され
た権利キー１１２５を計算することができる。
し、バッチにおいて、このキーを受信することが許可される１つまたは複数のＣ
ＲＵを識別する。次に、コンテンツプロバイダはキーマスクを構築し、これは、
許可されたＣＲＵのＢＡＴＣＨ＿ＯＦＦＳＥＴ値に対応するビットを設定するこ
とによって行う。マスクおよびＢＡＴＣＨ＿ＫＥＹから、コンテンツプロバイダ
は論理１１１５の出力を組立てることができる。擬似非対称変換１１３０の逆（
たとえば、ＰＡＦＧによって準備されたようなもの）を、論理１１１５の出力を
キーとして使用することにより、コンテンツプロバイダが、配布用の暗号化され
た権利キー１１２５を計算することができる。
【０１０２】
キー配布用の帯域幅が制限されていない場合、図１０および図１１に含まれた
バッチキーの容量は必要とされない。その代りに、デバイス固有のキーを使用し
、（たとえば）図１０のステップ１０４０で、擬似非対称変換に直接供給するこ
とができる。結果として、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは幾分より簡素である
が、別々の暗号化された権利キーが各ユーザ毎に配布される必要がある。Ｃｒｙ
ｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌアーキテクチャは、デバイス固有のキーおよび共有キー
も含むことができる。
バッチキーの容量は必要とされない。その代りに、デバイス固有のキーを使用し
、（たとえば）図１０のステップ１０４０で、擬似非対称変換に直接供給するこ
とができる。結果として、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは幾分より簡素である
が、別々の暗号化された権利キーが各ユーザ毎に配布される必要がある。Ｃｒｙ
ｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌアーキテクチャは、デバイス固有のキーおよび共有キー
も含むことができる。
【０１０３】
図１０および図１１のアーキテクチャは、キーマスクおよび／または暗号化さ
れた権利キーを無許可のＣＲＵに提出することを含む様々な攻撃を防止する。た
とえば、キーマスク値がいずれかの方法において修正される（たとえば、バッチ
における無許可のＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌについてのビットを設定するこ
とによる）場合、擬似非対称変換１１３０への入力が修正され、暗号化された権
利キー１１２５の正しい解読が防止される。類似の方法で、異なるバッチから、
暗号化された権利キーが提出された場合、権利キーは正しく解読することにも失
敗する。
れた権利キーを無許可のＣＲＵに提出することを含む様々な攻撃を防止する。た
とえば、キーマスク値がいずれかの方法において修正される（たとえば、バッチ
における無許可のＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌについてのビットを設定するこ
とによる）場合、擬似非対称変換１１３０への入力が修正され、暗号化された権
利キー１１２５の正しい解読が防止される。類似の方法で、異なるバッチから、
暗号化された権利キーが提出された場合、権利キーは正しく解読することにも失
敗する。
【０１０４】
多数の変形の実施形態が可能である。たとえば、他の結合プロセス（暗号化、
擬似非対称変換、モジュール追加など）を、図１１におけるＸＯＲ論理１１１５
または論理１１４０の代りに使用することができる。擬似非対称変換１１４０が
十分に大きいキーを取る場合、結合関数１１１５をまったく省略することができ
、あるいは連結と置き換えることができる。指定されたパラメータサイズは例示
的なものである。たとえば、１６０ビットのキーを使用して、いくつかの攻撃に
対して６４ビットのキーよりもよいセキュリティを提供することができる。より
大きいキーマスクのサイズでは、帯域幅使用の効率を向上させることができる。
オペレーションの順序を変更することができ、追加の変換を追加することができ
る。（追加の変形形態を、以下の「変形形態」というセクションにおいて記載す
る。）
擬似非対称変換、モジュール追加など）を、図１１におけるＸＯＲ論理１１１５
または論理１１４０の代りに使用することができる。擬似非対称変換１１４０が
十分に大きいキーを取る場合、結合関数１１１５をまったく省略することができ
、あるいは連結と置き換えることができる。指定されたパラメータサイズは例示
的なものである。たとえば、１６０ビットのキーを使用して、いくつかの攻撃に
対して６４ビットのキーよりもよいセキュリティを提供することができる。より
大きいキーマスクのサイズでは、帯域幅使用の効率を向上させることができる。
オペレーションの順序を変更することができ、追加の変換を追加することができ
る。（追加の変形形態を、以下の「変形形態」というセクションにおいて記載す
る。）
【０１０５】
物理的実装
ＣＲＵの物理的実装は、いくつかの形をとる可能性がある。好ましい実装形態
は、インタフェース制御プロセッサ（ならびにそのメモリ）および保護メモリを
単一のチップ上でＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌおよび保護メモリと結合し、次
いでこのチップをスマートカードまたはＰＣＭＣＩＡカード（ＰＣカード）中に
配置することを含む。ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌセキュリティモデルは、イ
ンタフェース制御プロセッサ（ＩＣＰ）が完全に安全であるとは仮定しないので
、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、ＩＣＰとは別個のハードウェア、例えば同
じ集積回路上の別個の回路に実装すべきである。
は、インタフェース制御プロセッサ（ならびにそのメモリ）および保護メモリを
単一のチップ上でＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌおよび保護メモリと結合し、次
いでこのチップをスマートカードまたはＰＣＭＣＩＡカード（ＰＣカード）中に
配置することを含む。ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌセキュリティモデルは、イ
ンタフェース制御プロセッサ（ＩＣＰ）が完全に安全であるとは仮定しないので
、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、ＩＣＰとは別個のハードウェア、例えば同
じ集積回路上の別個の回路に実装すべきである。
【０１０６】
ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌによって使用される保護メモリは、ＩＣＵから
アクセス可能な不揮発性および／または揮発性メモリとは別個のものとすること
もでき、その一部とすることもできる。ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌとＩＣＰ
がメモリ領域を共用する場合、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、ＩＣＰが、必
要な暗号変換なしで保護メモリに不適切にアクセスすることができないようにす
る責任がある。具体的には、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、保護領域へのア
クセスはインターセプトして処理し、他のアクセスは通過できるようにすべきで
ある。
アクセス可能な不揮発性および／または揮発性メモリとは別個のものとすること
もでき、その一部とすることもできる。ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌとＩＣＰ
がメモリ領域を共用する場合、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、ＩＣＰが、必
要な暗号変換なしで保護メモリに不適切にアクセスすることができないようにす
る責任がある。具体的には、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、保護領域へのア
クセスはインターセプトして処理し、他のアクセスは通過できるようにすべきで
ある。
【０１０７】
ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌアーキテクチャは、背景技術で知られているハ
ードウェアおよびチップカードのセキュリティ機構と組合せることができる。例
えば、異常な動作環境（高い／低い動作電圧、高い／低い温度、高い／低い／不
規則なクロック信号、放射など）がみられる場合にデバイスをリセットするため
の検出器を含めることができる。改ざん防止コーティング、チップ難読化技術、
従来のメモリ暗号化技術、エラー検出／訂正論理、侵入検出器などを使用するこ
ともできる。攻撃の可能性が検出された場合、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは
、（例えば）どんな内部レジスタも消去し、それ自体をリセットし、ＩＣＰをリ
セットし、任意選択で保護メモリさえ消去することができる。
ードウェアおよびチップカードのセキュリティ機構と組合せることができる。例
えば、異常な動作環境（高い／低い動作電圧、高い／低い温度、高い／低い／不
規則なクロック信号、放射など）がみられる場合にデバイスをリセットするため
の検出器を含めることができる。改ざん防止コーティング、チップ難読化技術、
従来のメモリ暗号化技術、エラー検出／訂正論理、侵入検出器などを使用するこ
ともできる。攻撃の可能性が検出された場合、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは
、（例えば）どんな内部レジスタも消去し、それ自体をリセットし、ＩＣＰをリ
セットし、任意選択で保護メモリさえ消去することができる。
【０１０８】
ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、専用ハードウェア（離散論理）を使用して
、または別個のマイクロプロセッサを使用して実装することもできる。好ましい
一実施形態では、２つのマイクロプロセッサ（それぞれはそれ自体のＲＡＭ、Ｒ
ＯＭ、およびＥＥＰＲＯＭを有する）を単一のチップ上に統合し、次いでこのチ
ップをスマートカードパッケージングに埋め込む。一方のマイクロプロセッサは
ＩＣＰとして働き、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌである第２のマイクロプロセ
ッサと通信する。デュアルマイクロプロセッサＣＲＵは、今日使用されているシ
ングルマイクロプロセッサＣＲＵよりも製造がいくぶん高くつくが、内部マイク
ロプロセッサ（ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌ）が外部マイクロプロセッサによ
る多くの攻撃から遮蔽されるという重要な利点を有する。
、または別個のマイクロプロセッサを使用して実装することもできる。好ましい
一実施形態では、２つのマイクロプロセッサ（それぞれはそれ自体のＲＡＭ、Ｒ
ＯＭ、およびＥＥＰＲＯＭを有する）を単一のチップ上に統合し、次いでこのチ
ップをスマートカードパッケージングに埋め込む。一方のマイクロプロセッサは
ＩＣＰとして働き、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌである第２のマイクロプロセ
ッサと通信する。デュアルマイクロプロセッサＣＲＵは、今日使用されているシ
ングルマイクロプロセッサＣＲＵよりも製造がいくぶん高くつくが、内部マイク
ロプロセッサ（ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌ）が外部マイクロプロセッサによ
る多くの攻撃から遮蔽されるという重要な利点を有する。
【０１０９】
ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌを駆動するのに使用されるクロック信号は、外
部クロックインタフェースからとる（または導き出す）こともでき、内的に生成
することもでき、ＩＣＰから供給することもできる。タイミング書込み動作のた
めにＥＥＰＲＯＭ回路によって内的に導き出されたクロックがあれば、それを使
用することもできる。外部クロックは、クロック信号中の分裂が、回路の攻撃に
用いられる可能性のある計算エラーを引き起こさないように、注意して使用すべ
きである。クロック分周器および逓倍器を使用することもできる。
部クロックインタフェースからとる（または導き出す）こともでき、内的に生成
することもでき、ＩＣＰから供給することもできる。タイミング書込み動作のた
めにＥＥＰＲＯＭ回路によって内的に導き出されたクロックがあれば、それを使
用することもできる。外部クロックは、クロック信号中の分裂が、回路の攻撃に
用いられる可能性のある計算エラーを引き起こさないように、注意して使用すべ
きである。クロック分周器および逓倍器を使用することもできる。
【０１１０】
本発明のＣＲＵは、様々な形で実装することができる。例えば、図２のコンポ
ーネント２１０、２７０、２８０、および２２５は、同じユニット中に物理的に
あってもよく、相互に通信する個別のコンポーネントとしてもよい。ＣＲＵ全体
は、単一のチップ上に実装してもよく、改ざん防止パッケージング中に格納され
た複数のチップを使用して実装してもよい。（多くのシステムの場合、望むなら
改ざん防止コーティングなどの機能を含めることもできるが、単一のチップ自体
で十分に改ざんは防止される。）
ーネント２１０、２７０、２８０、および２２５は、同じユニット中に物理的に
あってもよく、相互に通信する個別のコンポーネントとしてもよい。ＣＲＵ全体
は、単一のチップ上に実装してもよく、改ざん防止パッケージング中に格納され
た複数のチップを使用して実装してもよい。（多くのシステムの場合、望むなら
改ざん防止コーティングなどの機能を含めることもできるが、単一のチップ自体
で十分に改ざんは防止される。）
【０１１１】
好ましい一実施形態では、ＣＲＵ全体を単一のスマートカード中に実装する。
あるいは、ＣＲＵはＰＣＭＣＩＡカードとすることもできる。ＣＲＵはまた、再
生デバイスの一部とし、バルク復号、コンテンツ圧縮解除、および／または出力
など再生システムの他の部分と統合することもできる。セキュリティの理由で、
ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌはインタフェース制御プロセッサから独立した回
路とする必要があるが、どんな形をとることもできる（例えばハードワイヤード
回路や独立したマイクロプロセッサなど）。
あるいは、ＣＲＵはＰＣＭＣＩＡカードとすることもできる。ＣＲＵはまた、再
生デバイスの一部とし、バルク復号、コンテンツ圧縮解除、および／または出力
など再生システムの他の部分と統合することもできる。セキュリティの理由で、
ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌはインタフェース制御プロセッサから独立した回
路とする必要があるが、どんな形をとることもできる（例えばハードワイヤード
回路や独立したマイクロプロセッサなど）。
【０１１２】
ＣＲＵは、再生デバイスに統合し、再生デバイスとＣＲＵの間で交換されるコ
ンテンツ復号鍵を攻撃者が取り込むか挿入するのをより困難にするという利点を
もたらすことができる。この結果、いくつかの鍵再配布攻撃を防止することがで
きる。（時間の影響を受けない価値を有するコンテンツの場合、または海賊行為
防止規則が利用不可能であるか施行されない管轄範囲で動作するシステムの場合
、このような攻撃は特に懸念される。鍵再配布攻撃はまた、インターネットなど
のコンピュータネットワークが新しい鍵再配布の方法を攻撃者に提供する可能性
があるので、より危険になる場合がある。）ＣＲＵを再生デバイスに物理的に統
合することは、攻撃が行われた場合にＣＲＵを置換するのがより困難になるとい
う欠点を有する。別法としてまたは追加で、コンテンツプロバイダは、攻撃者が
鍵を再配布するのに利用可能な時間量を最小限にするために、鍵が実際に再生デ
バイスに必要になるまで鍵導出メッセージを保留することもできる。再生デバイ
スもまた、鍵が適時に受け取られない場合に停止することができる。
ンテンツ復号鍵を攻撃者が取り込むか挿入するのをより困難にするという利点を
もたらすことができる。この結果、いくつかの鍵再配布攻撃を防止することがで
きる。（時間の影響を受けない価値を有するコンテンツの場合、または海賊行為
防止規則が利用不可能であるか施行されない管轄範囲で動作するシステムの場合
、このような攻撃は特に懸念される。鍵再配布攻撃はまた、インターネットなど
のコンピュータネットワークが新しい鍵再配布の方法を攻撃者に提供する可能性
があるので、より危険になる場合がある。）ＣＲＵを再生デバイスに物理的に統
合することは、攻撃が行われた場合にＣＲＵを置換するのがより困難になるとい
う欠点を有する。別法としてまたは追加で、コンテンツプロバイダは、攻撃者が
鍵を再配布するのに利用可能な時間量を最小限にするために、鍵が実際に再生デ
バイスに必要になるまで鍵導出メッセージを保留することもできる。再生デバイ
スもまた、鍵が適時に受け取られない場合に停止することができる。
【０１１３】
コンテンツの準備
ディジタルコンテンツは普通、圧縮された形で配信される。種々のタイプのコ
ンテンツを生み出し、フォーマットし、圧縮するプロセスは、背景技術で周知で
ある。暗号化された材料はあまりよく圧縮されないので、ほとんどの状況では、
コンテンツは圧縮後に暗号化される。しかし時として、圧縮と暗号化が結合され
るか、または圧縮前に単純な暗号化が適用される。
ンテンツを生み出し、フォーマットし、圧縮するプロセスは、背景技術で周知で
ある。暗号化された材料はあまりよく圧縮されないので、ほとんどの状況では、
コンテンツは圧縮後に暗号化される。しかし時として、圧縮と暗号化が結合され
るか、または圧縮前に単純な暗号化が適用される。
【０１１４】
コンテンツを暗号化するのに使用される鍵は、コンテンツのＫＤＭ中で搬送さ
れるが、ＫＤＭは、許可されたユーザに送られるＲＥＭ中で配布される権利鍵に
よって獲得される。ＫＤＭは、コンテンツにアクセスするのに必要な権利鍵の組
合せを指定することができる。例えば、コンテンツの特定のブロックにアクセス
するのに２つの権利鍵を必要とすべき場合、コンテンツプロバイダは、まず暗号
化済み鍵ブロックを生成することができる（例えば図１１の暗号化済みコンテン
ツ復号鍵１１５０に対応する）。次いでコンテンツプロバイダはＫＤＭを構築す
るが、ＫＤＭはＩＰＣに、（例えば）暗号化済みコンテンツ復号鍵を２回（図１
０に関して述べるプロセスを各回で用いて）生成し、結果を結合（例えばこれら
の排他的論理和をとることにより）して復号済みコンテンツ復号鍵を生成するよ
うに命令する。コンテンツプロバイダはまた、コンテンツ復号鍵も計算し、これ
を使用してコンテンツを暗号化する。次に、コンテンツプロバイダは通常、例え
ばＫＤＭをコンテンツ中の適所に点在させることによって、またはＫＤＭが再生
デバイスに通信されるようにその他の手配を施すことによって、ＫＤＭをコンテ
ンツと関連付ける。ＲＥＭがコンテンツと共に配信される場合は、ＲＥＭを加え
ることもできる。最後に、コンテンツはエンドユーザに送信される。
れるが、ＫＤＭは、許可されたユーザに送られるＲＥＭ中で配布される権利鍵に
よって獲得される。ＫＤＭは、コンテンツにアクセスするのに必要な権利鍵の組
合せを指定することができる。例えば、コンテンツの特定のブロックにアクセス
するのに２つの権利鍵を必要とすべき場合、コンテンツプロバイダは、まず暗号
化済み鍵ブロックを生成することができる（例えば図１１の暗号化済みコンテン
ツ復号鍵１１５０に対応する）。次いでコンテンツプロバイダはＫＤＭを構築す
るが、ＫＤＭはＩＰＣに、（例えば）暗号化済みコンテンツ復号鍵を２回（図１
０に関して述べるプロセスを各回で用いて）生成し、結果を結合（例えばこれら
の排他的論理和をとることにより）して復号済みコンテンツ復号鍵を生成するよ
うに命令する。コンテンツプロバイダはまた、コンテンツ復号鍵も計算し、これ
を使用してコンテンツを暗号化する。次に、コンテンツプロバイダは通常、例え
ばＫＤＭをコンテンツ中の適所に点在させることによって、またはＫＤＭが再生
デバイスに通信されるようにその他の手配を施すことによって、ＫＤＭをコンテ
ンツと関連付ける。ＲＥＭがコンテンツと共に配信される場合は、ＲＥＭを加え
ることもできる。最後に、コンテンツはエンドユーザに送信される。
【０１１５】
代替実施形態では、コンテンツプロバイダは、コンテンツ復号鍵を選択するこ
とから開始することもできる。この鍵は、（必須ではないが）ランダムとするこ
とができる。次いでコンテンツプロバイダは、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌ擬
似非対称関数の逆を使用して、第１の権利鍵でコンテンツ復号鍵を暗号化する。
コンテンツにアクセスするために第２の権利鍵も必要な場合は、次いでコンテン
ツプロバイダは、第２の権利鍵を使用してコンテンツ復号鍵を暗号化する。次い
でコンテンツプロバイダは、暗号化したＣＤＫを配布に向けてＫＤＭ中にパッケ
ージし、コンテンツを暗号化する。
とから開始することもできる。この鍵は、（必須ではないが）ランダムとするこ
とができる。次いでコンテンツプロバイダは、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌ擬
似非対称関数の逆を使用して、第１の権利鍵でコンテンツ復号鍵を暗号化する。
コンテンツにアクセスするために第２の権利鍵も必要な場合は、次いでコンテン
ツプロバイダは、第２の権利鍵を使用してコンテンツ復号鍵を暗号化する。次い
でコンテンツプロバイダは、暗号化したＣＤＫを配布に向けてＫＤＭ中にパッケ
ージし、コンテンツを暗号化する。
【０１１６】
コンテンツプロバイダはまた、いくつかの権利鍵のうちのいずれかを有するＣ
ＲＵがコンテンツをデコードできるようにする「フィックスアップ（ｆｉｘｕｐ
）」値をＫＤＭ中でブロードキャストすることもできる。このような場合、ＩＣ
Ｐは通常、有効な権利鍵のアドレスを突き止め、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌ
を使用して暗号化済み権利鍵を処理し、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの結果と
鍵フィックスアップ値の排他的論理和をとって（そうでない場合は結合して）、
実際のコンテンツ復号鍵を導き出す。例えば、３つの権利鍵（Ｋ１、Ｋ２、Ｋ３
）のいずれかが何らかのコンテンツへのアクセスを許可すべきであって、Ｃｒｙ
ｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌ鍵導出プロセスがＦ（Ｋi，Ｘ）で表され、Ｘはデータ
ブロックでＫiはＢＬＯＣＫ＿ＫＥＹである場合、コンテンツプロバイダは、Ｆ
（Ｋ1，Ｘ）をコンテンツ復号鍵として選択することができる。次いでＫＤＭは
、Ｋ2を有するＣＲＵだけがコンテンツ復号鍵を導き出せるようにするために、
Ｆ（Ｋ1，Ｘ）ＸＯＲ Ｆ（Ｋ2，Ｘ）を含めることができる。同様に、Ｆ（Ｋ1
，Ｘ）ＸＯＲ Ｆ（Ｋ3，Ｘ）を含めることにより、Ｋ3を有するＣＲＵがコンテ
ンツをデコードできるようにする。この「二者択一」の権利鍵選択演算を前述の
「アンド」演算と組合せて、ＣＲＵがコンテンツをデコードするために従う複雑
な規則をコンテンツプロバイダが確立できるようにすることができる。フィック
スアップはまた、異なるタイプのＣＲＵの間に互換性を生み出すのに使用するこ
ともできる（例えば、ＣＲＵが置換されている間の、２つのバージョンがサポー
トされている期間に）。鍵の組合せ規則は暗号上安全なので、ＫＤＭ解析および
鍵構築のプロセスはＩＣＰ中で実施することができる。
ＲＵがコンテンツをデコードできるようにする「フィックスアップ（ｆｉｘｕｐ
）」値をＫＤＭ中でブロードキャストすることもできる。このような場合、ＩＣ
Ｐは通常、有効な権利鍵のアドレスを突き止め、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌ
を使用して暗号化済み権利鍵を処理し、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの結果と
鍵フィックスアップ値の排他的論理和をとって（そうでない場合は結合して）、
実際のコンテンツ復号鍵を導き出す。例えば、３つの権利鍵（Ｋ１、Ｋ２、Ｋ３
）のいずれかが何らかのコンテンツへのアクセスを許可すべきであって、Ｃｒｙ
ｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌ鍵導出プロセスがＦ（Ｋi，Ｘ）で表され、Ｘはデータ
ブロックでＫiはＢＬＯＣＫ＿ＫＥＹである場合、コンテンツプロバイダは、Ｆ
（Ｋ1，Ｘ）をコンテンツ復号鍵として選択することができる。次いでＫＤＭは
、Ｋ2を有するＣＲＵだけがコンテンツ復号鍵を導き出せるようにするために、
Ｆ（Ｋ1，Ｘ）ＸＯＲ Ｆ（Ｋ2，Ｘ）を含めることができる。同様に、Ｆ（Ｋ1
，Ｘ）ＸＯＲ Ｆ（Ｋ3，Ｘ）を含めることにより、Ｋ3を有するＣＲＵがコンテ
ンツをデコードできるようにする。この「二者択一」の権利鍵選択演算を前述の
「アンド」演算と組合せて、ＣＲＵがコンテンツをデコードするために従う複雑
な規則をコンテンツプロバイダが確立できるようにすることができる。フィック
スアップはまた、異なるタイプのＣＲＵの間に互換性を生み出すのに使用するこ
ともできる（例えば、ＣＲＵが置換されている間の、２つのバージョンがサポー
トされている期間に）。鍵の組合せ規則は暗号上安全なので、ＫＤＭ解析および
鍵構築のプロセスはＩＣＰ中で実施することができる。
【０１１７】
例えばコンテンツの１秒ごとまたは１分ごとのブロックで新しいＫＤＭおよび
新しい鍵を要求することにより、コンテンツ復号鍵を頻繁に変更することが可能
（かつしばしば有利）である。望むなら、各ブロックを異なる組合せの権利鍵で
保護することができる。ユーザが何らかのコンテンツのデコードを開始するとき
にユーザが受ける待ち時間を削減するために、コンテンツプロバイダは、圧縮解
除アルゴリズムを再同期できる場所と同じ場所で鍵の変更を行うことができる。
例えばＭＰＥＧ−２圧縮ビデオの場合、Ｉピクチャと同じ場所で鍵変更を行うこ
とができる。
新しい鍵を要求することにより、コンテンツ復号鍵を頻繁に変更することが可能
（かつしばしば有利）である。望むなら、各ブロックを異なる組合せの権利鍵で
保護することができる。ユーザが何らかのコンテンツのデコードを開始するとき
にユーザが受ける待ち時間を削減するために、コンテンツプロバイダは、圧縮解
除アルゴリズムを再同期できる場所と同じ場所で鍵の変更を行うことができる。
例えばＭＰＥＧ−２圧縮ビデオの場合、Ｉピクチャと同じ場所で鍵変更を行うこ
とができる。
【０１１８】
コメントおよび考察
図２に概要を示したアーキテクチャの元では、ＩＣＰおよびそのＲＡＭ、ＲＯ
Ｍ、およびＥＥＰＲＯＭが危険にさらされたとしても、システムはロバスト性を
保つ。これは、本発明の非常に重要な特徴である。というのは、チップのこれら
のコンポーネントは、侵入性の攻撃と非侵入性の攻撃の両方を特に受けやすいか
らである。ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、保護メモリへの権利鍵の追加を制
御し、それにより、あるＣＲＵから得られた情報が、暗号を破らずにまたは侵入
性の攻撃を行わずに他のＣＲＵに権利鍵を追加する能力を攻撃者に提供すること
が防止される。権利鍵が危険にさらされたとしても、攻撃者は、ＣｒｙｐｔｏＦ
ｉｒｅｗａｌｌの向こうにそれを挿入することはできない。
Ｍ、およびＥＥＰＲＯＭが危険にさらされたとしても、システムはロバスト性を
保つ。これは、本発明の非常に重要な特徴である。というのは、チップのこれら
のコンポーネントは、侵入性の攻撃と非侵入性の攻撃の両方を特に受けやすいか
らである。ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、保護メモリへの権利鍵の追加を制
御し、それにより、あるＣＲＵから得られた情報が、暗号を破らずにまたは侵入
性の攻撃を行わずに他のＣＲＵに権利鍵を追加する能力を攻撃者に提供すること
が防止される。権利鍵が危険にさらされたとしても、攻撃者は、ＣｒｙｐｔｏＦ
ｉｒｅｗａｌｌの向こうにそれを挿入することはできない。
【０１１９】
システムを危険にさらすためには、攻撃者は２つのことのうちの１つを行わな
ければならない。すなわち、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの擬似非対称変換の
機能を複製すること、または許可されない目的のためにＣＲＵのＣｒｙｐｔｏＦ
ｉｒｅｗａｌｌを使用する能力を得ることである。前者の攻撃は、ランダム化さ
れた変換回路のリバースエンジニアリングを困難にすることによって防止するこ
とができる。加えて、大きな展開の場合に、成功したリバースエンジニアリング
攻撃の重大さを小さくするために、ＣＲＵの各グループが異なる擬似非対称関数
を含むことができる。グループ特有の鍵（ＢＡＴＣＨ＿ＫＥＹの値など）を使用
して定期的な権利鍵（１時間毎または１日毎の鍵など）をブロードキャストする
ことによっても、多くのリバースエンジニアリング攻撃の重大さを小さくするこ
とができる。
ければならない。すなわち、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの擬似非対称変換の
機能を複製すること、または許可されない目的のためにＣＲＵのＣｒｙｐｔｏＦ
ｉｒｅｗａｌｌを使用する能力を得ることである。前者の攻撃は、ランダム化さ
れた変換回路のリバースエンジニアリングを困難にすることによって防止するこ
とができる。加えて、大きな展開の場合に、成功したリバースエンジニアリング
攻撃の重大さを小さくするために、ＣＲＵの各グループが異なる擬似非対称関数
を含むことができる。グループ特有の鍵（ＢＡＴＣＨ＿ＫＥＹの値など）を使用
して定期的な権利鍵（１時間毎または１日毎の鍵など）をブロードキャストする
ことによっても、多くのリバースエンジニアリング攻撃の重大さを小さくするこ
とができる。
【０１２０】
ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌが適切に実装された場合、物理的に侵入性の攻
撃は、保護メモリに対する未許可制御を得ることが必要なはずである。ＣＲＵが
妥当な物理的セキュリティ対策を含むシングルチップデバイス（スマートカード
など）として実装された場合、物理的に侵入性の攻撃が多数のデバイスに対して
行われるリスクが課されることは比較的少ない。というのは、このような攻撃が
識別された後でも、攻撃者はなお、各ターゲットチップをデキャッピング、修正
、および再マウントするために時間および費用のかかるプロセスを行わなければ
ならないからである。これらの技法はまた、高価な装置を必要とし、ターゲット
チップを損傷する確率が非常に高い。この結果、ほとんどのシステムは、Ｃｒｙ
ｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌを破る物理的に侵入性の攻撃を攻撃者が発見したとして
も、多大な海賊行為をこうむることはない。
撃は、保護メモリに対する未許可制御を得ることが必要なはずである。ＣＲＵが
妥当な物理的セキュリティ対策を含むシングルチップデバイス（スマートカード
など）として実装された場合、物理的に侵入性の攻撃が多数のデバイスに対して
行われるリスクが課されることは比較的少ない。というのは、このような攻撃が
識別された後でも、攻撃者はなお、各ターゲットチップをデキャッピング、修正
、および再マウントするために時間および費用のかかるプロセスを行わなければ
ならないからである。これらの技法はまた、高価な装置を必要とし、ターゲット
チップを損傷する確率が非常に高い。この結果、ほとんどのシステムは、Ｃｒｙ
ｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌを破る物理的に侵入性の攻撃を攻撃者が発見したとして
も、多大な海賊行為をこうむることはない。
【０１２１】
このアーキテクチャは、いくつかのデバイスが侵入性の攻撃を受けると仮定し
、したがって、入手される可能性のある鍵および他のデータの有用性を最小限に
抑える。詳細には物理的に侵入性の攻撃は、危険にさらされたデバイスの保護メ
モリに対して読取りおよび／または書込みを行う能力を攻撃者に提供する可能性
がある。埋込み型の鍵（ＢＡＴＣＨ＿ＫＥＹやＢＡＴＣＨ＿ＯＦＦＳＥＴなど）
は、読み取られる、かつ／または修正される可能性がある。保護メモリに記憶さ
れた鍵は、暗号ユニット中に実装されたアルゴリズムがなければ有用ではないの
で、保護メモリのコンテンツを単に読み取るだけでは特に価値はもたらされない
。しかし、メモリに書き込む能力は、次いで攻撃者が後払い記録を削除すること
、新しい許可鍵を挿入すること、またはバッチオフセットを修正することが可能
になるので、いくつかの重大な攻撃を可能にする。正しく機能するＣｒｙｐｔｏ
Ｆｉｒｅｗａｌｌでもなお、これらの値を処理してコンテンツ復号鍵にすること
が必要である。この結果、あるチップを修正する攻撃者の作業は、完全に機能す
る１つの海賊デバイスを生み出すことはできるが、広範囲に売買できる一般的な
攻撃には至らないはずである。
、したがって、入手される可能性のある鍵および他のデータの有用性を最小限に
抑える。詳細には物理的に侵入性の攻撃は、危険にさらされたデバイスの保護メ
モリに対して読取りおよび／または書込みを行う能力を攻撃者に提供する可能性
がある。埋込み型の鍵（ＢＡＴＣＨ＿ＫＥＹやＢＡＴＣＨ＿ＯＦＦＳＥＴなど）
は、読み取られる、かつ／または修正される可能性がある。保護メモリに記憶さ
れた鍵は、暗号ユニット中に実装されたアルゴリズムがなければ有用ではないの
で、保護メモリのコンテンツを単に読み取るだけでは特に価値はもたらされない
。しかし、メモリに書き込む能力は、次いで攻撃者が後払い記録を削除すること
、新しい許可鍵を挿入すること、またはバッチオフセットを修正することが可能
になるので、いくつかの重大な攻撃を可能にする。正しく機能するＣｒｙｐｔｏ
Ｆｉｒｅｗａｌｌでもなお、これらの値を処理してコンテンツ復号鍵にすること
が必要である。この結果、あるチップを修正する攻撃者の作業は、完全に機能す
る１つの海賊デバイスを生み出すことはできるが、広範囲に売買できる一般的な
攻撃には至らないはずである。
【０１２２】
変形
この章では、本発明の修正実施形態の例をいくつか提示するが、当業者には他
の変形も明白であろう。
の変形も明白であろう。
【０１２３】
本発明は、他のコンテンツ保護機構と共に用いることができる。コンテンツに
は、危険にさらされた形跡や著作権の識別などのための透かしを入れることがで
きる。ＣＲＵや再生デバイスなどには、暗号以外のセキュリティ対策を追加する
ことができ、これらは、攻撃に必要な労力を増大させることによって役立つこと
ができる。ＣＲＵ中で（改ざん防止に加えて）改ざんが明白であるようにするこ
とは、攻撃する気をなくさせ、海賊行為を訴えるのに役立つ。
は、危険にさらされた形跡や著作権の識別などのための透かしを入れることがで
きる。ＣＲＵや再生デバイスなどには、暗号以外のセキュリティ対策を追加する
ことができ、これらは、攻撃に必要な労力を増大させることによって役立つこと
ができる。ＣＲＵ中で（改ざん防止に加えて）改ざんが明白であるようにするこ
とは、攻撃する気をなくさせ、海賊行為を訴えるのに役立つ。
【０１２４】
権利を追加する「プラスの」利点を提供することに加え、ＲＥＭはまた、権利
鍵を削除または破損することによってＣＲＵを使用不可にするなどのマイナス効
果も有する。このようなマイナス効果は、ＩＣＰおよび／またはＣｒｙｐｔｏＦ
ｉｒｅｗａｌｌによってもたらされる可能性がある。攻撃者がすべてのＲＥＭを
ブロックするのを防止するために、コンテンツプロバイダは、ＫＤＭとＲＥＭを
結合するか、（例えばこれらを暗号化することによって）これらを識別不可能に
することができる。
鍵を削除または破損することによってＣＲＵを使用不可にするなどのマイナス効
果も有する。このようなマイナス効果は、ＩＣＰおよび／またはＣｒｙｐｔｏＦ
ｉｒｅｗａｌｌによってもたらされる可能性がある。攻撃者がすべてのＲＥＭを
ブロックするのを防止するために、コンテンツプロバイダは、ＫＤＭとＲＥＭを
結合するか、（例えばこれらを暗号化することによって）これらを識別不可能に
することができる。
【０１２５】
ＫＤＭ中のデータブロック（例えば図９のステップ９２０でＣｒｙｐｔｏＦｉ
ｒｅｗａｌｌによって受け取られるデータブロックなど）は、コード更新や自己
チェックなど、ＩＣＰまたはＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌに対する追加の意味
を有することができる。コンテンツプロバイダはまた、暗号化済みＣＤＫとして
ＩＣＰの不揮発性メモリの一部を供給するようにＩＣＰに対して指定することも
でき、このような値を導き出す他の方法を指定することもできる。ＫＤＭがコン
テンツプロバイダから新しい情報を搬送する必要がない場合、ＫＤＭはＣＲＵや
再生デバイスなどによって生成することができる。例えば、タイマを使用して、
コンテンツ復号に使用されるデータブロックに対する固有の値を生成することが
できる。（ただし、コンテンツが実際にブロードキャストされる前に攻撃者がコ
ンテンツ復号鍵を生成して配布するのを防止するために、このような実施形態の
実装は慎重である必要がある。）
ｒｅｗａｌｌによって受け取られるデータブロックなど）は、コード更新や自己
チェックなど、ＩＣＰまたはＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌに対する追加の意味
を有することができる。コンテンツプロバイダはまた、暗号化済みＣＤＫとして
ＩＣＰの不揮発性メモリの一部を供給するようにＩＣＰに対して指定することも
でき、このような値を導き出す他の方法を指定することもできる。ＫＤＭがコン
テンツプロバイダから新しい情報を搬送する必要がない場合、ＫＤＭはＣＲＵや
再生デバイスなどによって生成することができる。例えば、タイマを使用して、
コンテンツ復号に使用されるデータブロックに対する固有の値を生成することが
できる。（ただし、コンテンツが実際にブロードキャストされる前に攻撃者がコ
ンテンツ復号鍵を生成して配布するのを防止するために、このような実施形態の
実装は慎重である必要がある。）
【０１２６】
コンテンツ復号鍵を導き出すために行うプロセスは、複数の権利鍵および／ま
たは変換を含む可能性がある。例えば、図５に示すプロセスの反復を複数にわた
って行い、結果をＸＯＲ、追加、連結、ハッシュすることができ、そうでない場
合は結合させることができる。（このプロセスはＩＣＰが管理することができる
。）最初の反復の出力を、後続の反復の入力として使用することができる。
たは変換を含む可能性がある。例えば、図５に示すプロセスの反復を複数にわた
って行い、結果をＸＯＲ、追加、連結、ハッシュすることができ、そうでない場
合は結合させることができる。（このプロセスはＩＣＰが管理することができる
。）最初の反復の出力を、後続の反復の入力として使用することができる。
【０１２７】
コンテンツプロバイダは、例えば、ＣＲＵがいくつかのコンテンツにアクセス
するための複数の権利鍵を含むように要求することができる。例えば、コンテン
ツのブロックが、頻繁に（例えば１時間ごとに）更新される一般的な権利鍵、ス
トリーム特有の権利鍵、後払い購入許可鍵（最近首尾よく監査が行われたことを
示す）、後払い監査鍵、（スポーツ番組の放送制限またはその他の地理制約を実
施する）領域鍵、および／またはプレミアムサービス権利鍵を要求することがで
きる。
するための複数の権利鍵を含むように要求することができる。例えば、コンテン
ツのブロックが、頻繁に（例えば１時間ごとに）更新される一般的な権利鍵、ス
トリーム特有の権利鍵、後払い購入許可鍵（最近首尾よく監査が行われたことを
示す）、後払い監査鍵、（スポーツ番組の放送制限またはその他の地理制約を実
施する）領域鍵、および／またはプレミアムサービス権利鍵を要求することがで
きる。
【０１２８】
ＩＣＰは、暗号計算に関係する可能性がある。複雑なＫＤＭの場合、ＩＣＰは
、Ｃｒｙｐｔｏｆｉｒｅｗａｌｌによって使用可能なコンポーネントを識別して
抽出し、再生デバイスおよびＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌによる入出力を管理
し、結果を結合して有効なコンテンツ復号鍵を生成することができる。ＩＣＰは
また、ＲＥＭおよび／またはＣＤＫに対して追加の暗号処理を行うこともできる
。ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、ＩＣＰがシステムのうちの信頼できる部分
ではないと仮定して設計することができるものの、攻撃者が両方を危険にさらさ
なければ成功しないようにＩＣＰ中にもセキュリティを含めることは、何ら害を
及ぼすことはない。いくつかのセキュリティ関連の動作（スポーツイベントの地
域放送制限など）は、一斉攻撃の的になる可能性が比較的低く、専用回路中で実
施するのが困難であり、したがってＩＣＰによって行うことができる。
、Ｃｒｙｐｔｏｆｉｒｅｗａｌｌによって使用可能なコンポーネントを識別して
抽出し、再生デバイスおよびＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌによる入出力を管理
し、結果を結合して有効なコンテンツ復号鍵を生成することができる。ＩＣＰは
また、ＲＥＭおよび／またはＣＤＫに対して追加の暗号処理を行うこともできる
。ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、ＩＣＰがシステムのうちの信頼できる部分
ではないと仮定して設計することができるものの、攻撃者が両方を危険にさらさ
なければ成功しないようにＩＣＰ中にもセキュリティを含めることは、何ら害を
及ぼすことはない。いくつかのセキュリティ関連の動作（スポーツイベントの地
域放送制限など）は、一斉攻撃の的になる可能性が比較的低く、専用回路中で実
施するのが困難であり、したがってＩＣＰによって行うことができる。
【０１２９】
必ずしもすべてのデータを可能な最大限のセキュリティレベルまで保護する必
要はない。例えば 不定期の削除は、普通、すべてのコンテンツをデコードしな
い攻撃を防止するほど十分にいらいらさせるものである。圧縮技術はシングルビ
ットエラーでも再生が途絶えるようにすることができるので、総コンテンツのわ
ずか数パーセント（またはそれ未満）に対して強力な保護を施すだけで十分な可
能性がある。この結果、ＣＲＵまたは復号システムの帯域幅が苦しいかまたは性
能に限界があるにもかかわらず、十分なセキュリティがしばしば得られる。コン
テンツの異なる部分が異なる保護レベルを用いることもできる。例えば、コンテ
ンツの大部分には比較的弱いセキュリティを適用し、材料のわずかな部分にはず
っと強力な保護を適用することができる。
要はない。例えば 不定期の削除は、普通、すべてのコンテンツをデコードしな
い攻撃を防止するほど十分にいらいらさせるものである。圧縮技術はシングルビ
ットエラーでも再生が途絶えるようにすることができるので、総コンテンツのわ
ずか数パーセント（またはそれ未満）に対して強力な保護を施すだけで十分な可
能性がある。この結果、ＣＲＵまたは復号システムの帯域幅が苦しいかまたは性
能に限界があるにもかかわらず、十分なセキュリティがしばしば得られる。コン
テンツの異なる部分が異なる保護レベルを用いることもできる。例えば、コンテ
ンツの大部分には比較的弱いセキュリティを適用し、材料のわずかな部分にはず
っと強力な保護を適用することができる。
【０１３０】
コンテンツプロバイダは、許可を失ったユーザがコンテンツにアクセスできな
いようにするために、権利鍵を定期的に変更すべきである。例えば、ユーザが加
入を終了した場合、ＣＲＵは、権利鍵が削除／使用不可になるか、Ｃｒｙｐｔｏ
Ｆｉｒｅｗａｌｌの外の機構がアクセスを不可能にしない限り、動作し続けるこ
とができる。コンテンツプロバイダは、権利鍵を定期的に（１時間、１日、１週
間、１か月、１年ごとなど）失効させることにより、このような使用の最大継続
時間を制限することができる。鍵の切替えによって合法的な視聴者が中断されな
いようにするために、古い権利鍵が中止になる前に新しい権利鍵を配布すること
ができる。切替え期間中、コンテンツはまた、古い権利鍵と新しい権利鍵の両方
を使用して動作できるＫＤＭでブロードキャストすることもできる。追加のオプ
ションは、鍵を更新するＲＥＭを、鍵の変更が必要とされるまで待ち行列に入れ
るものである。（このようなキューイングは再生デバイスやＩＣＰなどによって
行うことができる。）
いようにするために、権利鍵を定期的に変更すべきである。例えば、ユーザが加
入を終了した場合、ＣＲＵは、権利鍵が削除／使用不可になるか、Ｃｒｙｐｔｏ
Ｆｉｒｅｗａｌｌの外の機構がアクセスを不可能にしない限り、動作し続けるこ
とができる。コンテンツプロバイダは、権利鍵を定期的に（１時間、１日、１週
間、１か月、１年ごとなど）失効させることにより、このような使用の最大継続
時間を制限することができる。鍵の切替えによって合法的な視聴者が中断されな
いようにするために、古い権利鍵が中止になる前に新しい権利鍵を配布すること
ができる。切替え期間中、コンテンツはまた、古い権利鍵と新しい権利鍵の両方
を使用して動作できるＫＤＭでブロードキャストすることもできる。追加のオプ
ションは、鍵を更新するＲＥＭを、鍵の変更が必要とされるまで待ち行列に入れ
るものである。（このようなキューイングは再生デバイスやＩＣＰなどによって
行うことができる。）
【０１３１】
不揮発性保護メモリに用いられるメモリ技術は、従来型のＥＥＰＲＯＭである
必要はない。例えば、ＰＲＯＭ、フラッシュメモリ、バッテリバックアップ式Ｒ
ＡＭ、ＦｅＲＡＭなどはすべて、不揮発性記憶域を提供する。実施形態によって
は、ハードドライブまたはその他の媒体ベースの記憶システムを使用することさ
えできる。ただしこのような手法は、十分な物理的セキュリティを追加するには
コストが高く難しいので、一般には実行不可能である。（ハードドライブ、また
はハードドライブの一部が保護された別形は、データ自体をＣＲＵに記憶して保
護しなければならない環境では有用な可能性がある。）標準的な論理、ＳＲＡＭ
、ＤＲＡＭなどを使用して実装されたレジスタを含めた様々な技術を用いて、揮
発性保護メモリを実装することもできる。
必要はない。例えば、ＰＲＯＭ、フラッシュメモリ、バッテリバックアップ式Ｒ
ＡＭ、ＦｅＲＡＭなどはすべて、不揮発性記憶域を提供する。実施形態によって
は、ハードドライブまたはその他の媒体ベースの記憶システムを使用することさ
えできる。ただしこのような手法は、十分な物理的セキュリティを追加するには
コストが高く難しいので、一般には実行不可能である。（ハードドライブ、また
はハードドライブの一部が保護された別形は、データ自体をＣＲＵに記憶して保
護しなければならない環境では有用な可能性がある。）標準的な論理、ＳＲＡＭ
、ＤＲＡＭなどを使用して実装されたレジスタを含めた様々な技術を用いて、揮
発性保護メモリを実装することもできる。
【０１３２】
保護メモリに記憶される値は、徹底的な探索などの攻撃を防止するのに十分な
長さおよび品質の暗号鍵であることが非常に好ましいが、より短い値を記憶する
ことも可能である。ある極端なケースでは、アクセス権に対応する個々のビット
フラグを保護メモリに記憶することができる。有効なＲＥＭにより、Ｃｒｙｐｔ
ｏＦｉｒｅｗａｌｌが保護メモリ中の権利ビットをセットかつ／またはクリアす
る。コンテンツ復号鍵を生成するとき、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、適切
なビットがセットされている場合にのみ有効コンテンツ復号鍵が生成されるよう
にするために、権利ビットの値をテストする（またはこれらのビット値を暗号変
換に組み込む）。このような実施形態は可能ではあるが、侵入性の攻撃はより深
刻な重大さを有する傾向があるので、より多くのリスクを含む。
長さおよび品質の暗号鍵であることが非常に好ましいが、より短い値を記憶する
ことも可能である。ある極端なケースでは、アクセス権に対応する個々のビット
フラグを保護メモリに記憶することができる。有効なＲＥＭにより、Ｃｒｙｐｔ
ｏＦｉｒｅｗａｌｌが保護メモリ中の権利ビットをセットかつ／またはクリアす
る。コンテンツ復号鍵を生成するとき、ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、適切
なビットがセットされている場合にのみ有効コンテンツ復号鍵が生成されるよう
にするために、権利ビットの値をテストする（またはこれらのビット値を暗号変
換に組み込む）。このような実施形態は可能ではあるが、侵入性の攻撃はより深
刻な重大さを有する傾向があるので、より多くのリスクを含む。
【０１３３】
ＣＲＵのコンポーネントは、バスで接続する必要はない。実際、バスをなくし
てコンポーネントを直接に接続することは、物理的に侵入性の攻撃に必要な労力
を増大させる利点を有することができる。というのも、バスは（例えば）マイク
ロプロービング技術を用いて攻撃することができるからである。
てコンポーネントを直接に接続することは、物理的に侵入性の攻撃に必要な労力
を増大させる利点を有することができる。というのも、バスは（例えば）マイク
ロプロービング技術を用いて攻撃することができるからである。
【０１３４】
ＣＲＵは、バッチ鍵またはデバイス鍵をいくつ含んでもよい。バッチ鍵はまた
、製造プロセス中に連続して割り当てる必要はない。（実際、鍵割当てをシャッ
フルすることは、攻撃者がバッチ鍵と同一のカードを得るのをより難しくするの
に有益な可能性がある。）バッチ鍵（およびその他の鍵）はまた、静的である必
要はない。これらは、例えば図７に関して述べたような鍵更新プロセスを用いて
置換または更新することができる。独立した複数のバッチ用の鍵をＣＲＵ中に含
めることにより、危険にさらされたデバイス中になかった鍵で将来のＲＥＭおよ
びＫＤＭを保護することができるので、単一のＣＲＵ（または少数のＣＲＵ）に
対する攻撃の重大さを最小限に抑えることができる。クローンを作成した場合、
危険にさらされたデバイスのバッチ中の合法的なカードを置換し、次いでそのバ
ッチに対するＲＥＭを送るのを中止することが可能である。
、製造プロセス中に連続して割り当てる必要はない。（実際、鍵割当てをシャッ
フルすることは、攻撃者がバッチ鍵と同一のカードを得るのをより難しくするの
に有益な可能性がある。）バッチ鍵（およびその他の鍵）はまた、静的である必
要はない。これらは、例えば図７に関して述べたような鍵更新プロセスを用いて
置換または更新することができる。独立した複数のバッチ用の鍵をＣＲＵ中に含
めることにより、危険にさらされたデバイス中になかった鍵で将来のＲＥＭおよ
びＫＤＭを保護することができるので、単一のＣＲＵ（または少数のＣＲＵ）に
対する攻撃の重大さを最小限に抑えることができる。クローンを作成した場合、
危険にさらされたデバイスのバッチ中の合法的なカードを置換し、次いでそのバ
ッチに対するＲＥＭを送るのを中止することが可能である。
【０１３５】
Ｂｅｎｎｙ Ｃｈｏｒ、Ａｍｏｓ Ｆｉａｔ、およびＭｏｎｉ Ｍａｏｒによ
る「Ｔｒａｃｉｎｇ Ｔｒａｉｔｏｒｓ」（Ａｄｖａｎｃｅｓ ｉｎ Ｃｒｙｐ
ｔｏｌｏｇｙ−Ｃｒｙｐｔｏ′９４、Ｓｐｒｉｎｇｅｒ−Ｖｅｒｌａｇ、１９９
４年８月、２５７〜２７０ページ）に記述されているような技術を用いて、鍵を
再ブロードキャストするソースを識別することができる。ＣＲＵはまた、例えば
再生デバイスの秘密鍵に対応するＲＳＡ公開鍵を用いて、あるいは好ましくは、
ＣＲＵと再生デバイスとの間で共用される、製造中に追加された固有の対称鍵を
用いて、コンテンツ復号鍵を暗号化することもできる。このような技術は、１つ
のＣＲＵによって生成された鍵を多くの再生デバイス中で使用することに関係す
る鍵再配布攻撃を防止するのに役立つ。ＣＲＵが十分な入出力帯域幅および計算
速度を有する場合は、コンテンツ自体をデコードすることができる。
る「Ｔｒａｃｉｎｇ Ｔｒａｉｔｏｒｓ」（Ａｄｖａｎｃｅｓ ｉｎ Ｃｒｙｐ
ｔｏｌｏｇｙ−Ｃｒｙｐｔｏ′９４、Ｓｐｒｉｎｇｅｒ−Ｖｅｒｌａｇ、１９９
４年８月、２５７〜２７０ページ）に記述されているような技術を用いて、鍵を
再ブロードキャストするソースを識別することができる。ＣＲＵはまた、例えば
再生デバイスの秘密鍵に対応するＲＳＡ公開鍵を用いて、あるいは好ましくは、
ＣＲＵと再生デバイスとの間で共用される、製造中に追加された固有の対称鍵を
用いて、コンテンツ復号鍵を暗号化することもできる。このような技術は、１つ
のＣＲＵによって生成された鍵を多くの再生デバイス中で使用することに関係す
る鍵再配布攻撃を防止するのに役立つ。ＣＲＵが十分な入出力帯域幅および計算
速度を有する場合は、コンテンツ自体をデコードすることができる。
【０１３６】
擬似非対称演算は、様々な暗号演算を用いて（またはそれらで置換して）実施
することができる。ランダムに構築された論理演算を構築する方法は図８に関し
て述べてあるが、他の構造を代わりに使用することもできる。例えば、標準的な
アルゴリズム（トリプルＤＥＳなど）や一方向ハッシュ演算などで代用すること
ができる。トリプルＤＥＳとランダム化された事前／事後処理など、関数の組合
せを使用して、暗号セキュリティがトリプルＤＥＳと同じように明白なロバスト
性を有するように保証することも可能である。擬似非対称関数はまた、真の非対
称関数で置換することもでき、これはよりよいセキュリティを提供するが、より
長いメッセージを必要とし、より大きな回路の実装を採用する（例えばＣｒｙｐ
ｔｏＦｉｒｅｗａｌｌのコストが増大する）。
することができる。ランダムに構築された論理演算を構築する方法は図８に関し
て述べてあるが、他の構造を代わりに使用することもできる。例えば、標準的な
アルゴリズム（トリプルＤＥＳなど）や一方向ハッシュ演算などで代用すること
ができる。トリプルＤＥＳとランダム化された事前／事後処理など、関数の組合
せを使用して、暗号セキュリティがトリプルＤＥＳと同じように明白なロバスト
性を有するように保証することも可能である。擬似非対称関数はまた、真の非対
称関数で置換することもでき、これはよりよいセキュリティを提供するが、より
長いメッセージを必要とし、より大きな回路の実装を採用する（例えばＣｒｙｐ
ｔｏＦｉｒｅｗａｌｌのコストが増大する）。
【０１３７】
権利鍵を記憶および使用するのにどのメモリアドレスを使用するかは、インタ
フェース制御プロセッサが決定するのが一般に最も簡単だが、アドレスは、Ｃｒ
ｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌ、コンテンツプロバイダ、再生デバイスなどによって
選択することもできる。
フェース制御プロセッサが決定するのが一般に最も簡単だが、アドレスは、Ｃｒ
ｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌ、コンテンツプロバイダ、再生デバイスなどによって
選択することもできる。
【０１３８】
ＣＲＵまたはＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌ中でエラーが発生した場合、障害
カウンタをインクリメントすることができ、障害カウンタがしきい値に達した場
合、ＣＲＵは、監査をトリガするか動作を停止することができる。障害の例には
、動作分裂（すなわち、例えば電力損失のせいで処理が中断した場合）、無効コ
マンド（例えば無効アドレスが供給された場合）、過剰な数のトランザクション
を実施しようとする場合、および誤った暗号パラメータ（後払い監査記録をクリ
アしようとして失敗した場合など）が含まれる。
カウンタをインクリメントすることができ、障害カウンタがしきい値に達した場
合、ＣＲＵは、監査をトリガするか動作を停止することができる。障害の例には
、動作分裂（すなわち、例えば電力損失のせいで処理が中断した場合）、無効コ
マンド（例えば無効アドレスが供給された場合）、過剰な数のトランザクション
を実施しようとする場合、および誤った暗号パラメータ（後払い監査記録をクリ
アしようとして失敗した場合など）が含まれる。
【０１３９】
通信プロセスはリアルタイムである必要はない。例えば、監査プロセスは次の
ように機能することができる。まずＣＲＵが、監査を開始する何らかのコンテン
ツと共にメッセージブロードキャストを受け取る。次いでＣＲＵは、監査データ
を再生デバイスに出力し、再生デバイスはデータを待ち行列に入れる。次に再生
デバイスは、例えば低速無線通信を用いて監査データをブロードキャストするこ
とにより、監査データをコンテンツプロバイダに送る。コンテンツプロバイダは
、監査データを検証した後、最後に新しいコンテンツブロードキャストと共に後
払いクリアコマンドを送る。
ように機能することができる。まずＣＲＵが、監査を開始する何らかのコンテン
ツと共にメッセージブロードキャストを受け取る。次いでＣＲＵは、監査データ
を再生デバイスに出力し、再生デバイスはデータを待ち行列に入れる。次に再生
デバイスは、例えば低速無線通信を用いて監査データをブロードキャストするこ
とにより、監査データをコンテンツプロバイダに送る。コンテンツプロバイダは
、監査データを検証した後、最後に新しいコンテンツブロードキャストと共に後
払いクリアコマンドを送る。
【０１４０】
ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌによるアドレス検証などいくつかのステップは
、推奨されるが、常に必須ではないので省略することもできる。各ステップはま
た、機能的に類似する他の動作で代用することもできる。例えば、アドレス検証
は、無効アドレスを強制的に有効な値にすることによって行うこともできる（例
えばアドレスが正しい範囲にあり適切に整合するようにするためにアドレス中の
ビットをセットまたはクリアすることによって）。多くのステップはまた、再整
理することもできる。例えば、図７に関して述べた計算のチップ特有部分は、Ｂ
ＡＴＣＨ＿ＫＥＹ計算入力の代わりにＢＡＴＣＨ＿ＫＥＹ計算結果と排他的論理
和をとることができる。その他、こうした多くの簡単な別形は、当業者には明白
であろう。
、推奨されるが、常に必須ではないので省略することもできる。各ステップはま
た、機能的に類似する他の動作で代用することもできる。例えば、アドレス検証
は、無効アドレスを強制的に有効な値にすることによって行うこともできる（例
えばアドレスが正しい範囲にあり適切に整合するようにするためにアドレス中の
ビットをセットまたはクリアすることによって）。多くのステップはまた、再整
理することもできる。例えば、図７に関して述べた計算のチップ特有部分は、Ｂ
ＡＴＣＨ＿ＫＥＹ計算入力の代わりにＢＡＴＣＨ＿ＫＥＹ計算結果と排他的論理
和をとることができる。その他、こうした多くの簡単な別形は、当業者には明白
であろう。
【０１４１】
擬似非対称関数生成器（およびそれが生成する関数）は、コンテンツ配信以外
の用途で使用することもできる。例えば、値が記憶されたカード、電子通行パス
、ソフトウェアコピー保護、チャレンジレスポンス認証トークン、および、低コ
ストデバイスが秘密を保持しなければならないその他の用途はすべて、リバース
エンジニアリングの難しい安全な暗号変換回路の利益を受けることができる。
の用途で使用することもできる。例えば、値が記憶されたカード、電子通行パス
、ソフトウェアコピー保護、チャレンジレスポンス認証トークン、および、低コ
ストデバイスが秘密を保持しなければならないその他の用途はすべて、リバース
エンジニアリングの難しい安全な暗号変換回路の利益を受けることができる。
【０１４２】
ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、複数の暗号アルゴリズムを含むことができ
、これらのいくつかは、所与のＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌまたはバッチに特
有なものとすることができ、その他はより一般的なものとすることができる。例
えば、２千５百万個のＣＲＵを有する大規模なシステムでは、個別のＣｒｙｐｔ
ｏＦｉｒｅｗａｌｌのいずれかがリバースエンジニアリングされた場合に重大さ
を最小限に抑えるのが有利なことがある。この結果、１０万個（例えば）のＣｒ
ｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの各グループを異なるアルゴリズムで構築することに
なる。ＫＤＭおよび／またはＲＥＭが、２５０個のグループのそれぞれに別々に
送信される。
、これらのいくつかは、所与のＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌまたはバッチに特
有なものとすることができ、その他はより一般的なものとすることができる。例
えば、２千５百万個のＣＲＵを有する大規模なシステムでは、個別のＣｒｙｐｔ
ｏＦｉｒｅｗａｌｌのいずれかがリバースエンジニアリングされた場合に重大さ
を最小限に抑えるのが有利なことがある。この結果、１０万個（例えば）のＣｒ
ｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの各グループを異なるアルゴリズムで構築することに
なる。ＫＤＭおよび／またはＲＥＭが、２５０個のグループのそれぞれに別々に
送信される。
【０１４３】
マイクロプロセッサを含むコンポーネントはどれでも、コード更新を受け取る
ことができる。例えば、再生デバイス、ＩＣＰ、またはＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗ
ａｌｌ中のコードは、コンテンツプロバイダによって更新することができる。コ
ード更新は、暗号で保護すべきである（例えばディジタル署名やＭＡＣなどで）
。
ことができる。例えば、再生デバイス、ＩＣＰ、またはＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗ
ａｌｌ中のコードは、コンテンツプロバイダによって更新することができる。コ
ード更新は、暗号で保護すべきである（例えばディジタル署名やＭＡＣなどで）
。
【０１４４】
メモリ更新の中断によってセキュリティが脅かされないようにするために、Ｃ
ｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、メモリ更新データおよびアドレスを書込み保留
バッファに記憶し、書込み保留ビットをセットし、書込みを行い、次いで書込み
保留ビットをクリアすることができる。書込み動作が中断された場合（例えば電
力損失のために）、書込みは完全に失われるか、あるいはデバイスがリセットさ
れたときに保留バッファから完成することができる。書込み動作は、エラーを検
出するために検証することができる。メモリ破損を検出するために、記憶済みデ
ータの中にチェックサムまたはその他の検証フィールドを含めることができる。
ｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌは、メモリ更新データおよびアドレスを書込み保留
バッファに記憶し、書込み保留ビットをセットし、書込みを行い、次いで書込み
保留ビットをクリアすることができる。書込み動作が中断された場合（例えば電
力損失のために）、書込みは完全に失われるか、あるいはデバイスがリセットさ
れたときに保留バッファから完成することができる。書込み動作は、エラーを検
出するために検証することができる。メモリ破損を検出するために、記憶済みデ
ータの中にチェックサムまたはその他の検証フィールドを含めることができる。
【０１４５】
以上はすべて、本発明の例示的な実施形態および適用例を示すものであり、こ
れらから、関係する変形、改良、および修正が、本発明の趣旨および範囲を逸脱
することなく明らかとなるであろう。したがって、本発明は以上の開示に限定す
べきではなく、本明細書に添付の特許請求の範囲によって解釈すべきである。
れらから、関係する変形、改良、および修正が、本発明の趣旨および範囲を逸脱
することなく明らかとなるであろう。したがって、本発明は以上の開示に限定す
べきではなく、本明細書に添付の特許請求の範囲によって解釈すべきである。
【図１】
暗号化されたコンテンツへのアクセスを規制するための背景技術のスマートカ
ードの図である。
ードの図である。
【図２】
本発明の暗号権利ユニット（ＣＲＵ）を使用する例示的なシステムを示す図で
ある。
ある。
【図３】
前払い方式を使用して権利を追加するプロセスの例示的な実施形態の概要を示
す図である。
す図である。
【図４】
後払い方式を使用する権利追加プロセスの例示的な実施形態の概要を示す図で
ある。
ある。
【図５】
ＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの保護メモリに格納されている権利鍵を使用し
てＣＤＫを導出する本発明の方法例の図である。
てＣＤＫを導出する本発明の方法例の図である。
【図６】
監査データを監査しクリアするためのプロセス例の図である。
【図７】
本発明のマルチターゲット手法の例の図であり、権利鍵の更新方法を示す図で
ある。
ある。
【図８】
本発明の疑似非対称機能発生器（ＰＡＦＧ）の一実施形態を示す図である。
【図９】
前払い権利を実装し、後払い権利をサポートするように容易に拡張できるＣｒ
ｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌ例の動作を示す図である。
ｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌ例の動作を示す図である。
【図１０】
小さな揮発性保護メモリを使用し、またバッチ鍵を使用してＲＥＭに必要な帯域
幅を最小にするＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの実施形態を示す図である。
幅を最小にするＣｒｙｐｔｏＦｉｒｅｗａｌｌの実施形態を示す図である。
【図１１】
図１０のコンテンツ復号化鍵計算プロセスを示す図である。
【手続補正書】特許協力条約第３４条補正の翻訳文提出書
【提出日】平成１３年８月１５日（２００１．８．１５）
【手続補正１】
【補正対象書類名】明細書
【補正対象項目名】特許請求の範囲
【補正方法】変更
【補正の内容】
【特許請求の範囲】
─────────────────────────────────────────────────────
フロントページの続き
(81)指定国 ＥＰ(ＡＴ，ＢＥ，ＣＨ，ＣＹ，
ＤＥ，ＤＫ，ＥＳ，ＦＩ，ＦＲ，ＧＢ，ＧＲ，ＩＥ，Ｉ
Ｔ，ＬＵ，ＭＣ，ＮＬ，ＰＴ，ＳＥ)，ＯＡ(ＢＦ，ＢＪ
，ＣＦ，ＣＧ，ＣＩ，ＣＭ，ＧＡ，ＧＮ，ＧＷ，ＭＬ，
ＭＲ，ＮＥ，ＳＮ，ＴＤ，ＴＧ)，ＡＰ(ＧＨ，ＧＭ，Ｋ
Ｅ，ＬＳ，ＭＷ，ＳＤ，ＳＬ，ＳＺ，ＴＺ，ＵＧ，ＺＷ
)，ＥＡ(ＡＭ，ＡＺ，ＢＹ，ＫＧ，ＫＺ，ＭＤ，ＲＵ，
ＴＪ，ＴＭ)，ＡＥ，ＡＧ，ＡＬ，ＡＭ，ＡＴ，ＡＵ，
ＡＺ，ＢＡ，ＢＢ，ＢＧ，ＢＲ，ＢＹ，ＣＡ，ＣＨ，Ｃ
Ｎ，ＣＲ，ＣＵ，ＣＺ，ＤＥ，ＤＫ，ＤＭ，ＤＺ，ＥＥ
，ＥＳ，ＦＩ，ＧＢ，ＧＤ，ＧＥ，ＧＨ，ＧＭ，ＨＲ，
ＨＵ，ＩＤ，ＩＬ，ＩＮ，ＩＳ，ＪＰ，ＫＥ，ＫＧ，Ｋ
Ｐ，ＫＲ，ＫＺ，ＬＣ，ＬＫ，ＬＲ，ＬＳ，ＬＴ，ＬＵ
，ＬＶ，ＭＡ，ＭＤ，ＭＧ，ＭＫ，ＭＮ，ＭＷ，ＭＸ，
ＮＯ，ＮＺ，ＰＬ，ＰＴ，ＲＯ，ＲＵ，ＳＤ，ＳＥ，Ｓ
Ｇ，ＳＩ，ＳＫ，ＳＬ，ＴＪ，ＴＭ，ＴＲ，ＴＴ，ＴＺ
，ＵＡ，ＵＧ，ＵＺ，ＶＮ，ＹＵ，ＺＡ，ＺＷ
(72)発明者 ジョシュア エム．ジャッフィー
アメリカ合衆国 94131 カリフォルニア
州 サンフランシスコ チャーチ ストリ
ート 1833
(72)発明者 ベンジャミン シー．ジュン
アメリカ合衆国 94404 カリフォルニア
州 フォスター シティー ナンバー204
イーストヒルサイド ブールバード
1200
Ｆターム(参考） 5B017 AA07 BA07 BB03 CA01
5B035 AA00 BB09 BC00 CA11 CA29
5J104 AA12 AA15 NA39 PA14
【要約の続き】
ることができる。
Claims (63)
- 【請求項１】 符号化されたデジタルコンテンツへのアクセスを規制するた
めの不正操作防止デバイスであって、 （ａ） 外部インタフェースと、 （ｂ） 前記外部インタフェースを制御するマイクロプロセッサと、 （ｃ） メモリと、 （ｄ） 前記マイクロプロセッサと前記メモリとの間に接続される暗号化ユニ
ットであって、前記マイクロプロセッサと前記メモリとの間でやり取りされるデ
ータを暗号方式で変換することにより前記メモリを前記マイクロプロセッサから
保護する暗号化ユニットと、 （ｅ） 前記暗号化ユニットからはアクセスでき、前記マイクロプロセッサか
らはアクセスできないデバイス鍵と を備え、前記暗号ユニットが前記メモリの内容を使用して前記マイクロプロセ
ッサから受け取った少なくとも１つのデータ値を変換するように構成されており
、前記デジタルコンテンツのデコードには前記変換の結果が必要であることを特
徴とする不正操作防止デバイス。 - 【請求項２】 前記メモリが不揮発性メモリを備えることを特徴とする請求
項１に記載のデバイス。 - 【請求項３】 前記メモリが揮発性メモリを備えることを特徴とする請求項
１に記載のデバイス。 - 【請求項４】 前記メモリに権利鍵の表現が格納され、前記権利鍵が前記少
なくとも１つのデータ値の前記変換で使用されることを特徴とする請求項１に記
載のデバイス。 - 【請求項５】 前記デバイス鍵を使用して暗号化された形式で前記外部イン
タフェースを介して前記権利鍵を受信したことを特徴とする請求項４に記載のデ
バイス。 - 【請求項６】 前記デバイスが有料テレビサービスへのアクセスを規制する
ことを特徴とする請求項５に記載のデバイス。 - 【請求項７】 前記メモリが不揮発性メモリを備えることを特徴とする請求
項５に記載のデバイス。 - 【請求項８】 前記メモリが揮発性メモリを備えることを特徴とする請求項
５に記載のデバイス。 - 【請求項９】 前記デバイス鍵を使用して暗号化された形式で前記メモリに
前記権利鍵が格納されることを特徴とする請求項５に記載のデバイス。 - 【請求項１０】 前記権利鍵を前記メモリに格納する前に前記デバイス鍵を
使用して前記暗号ユニットにより前記権利鍵を復号化することを特徴とする請求
項５に記載のデバイス。 - 【請求項１１】 前記デバイス鍵が前記メモリに格納されることを特徴とす
る請求項１に記載のデバイス。 - 【請求項１２】 前記デバイス鍵が前記暗号ユニットに格納されることを特
徴とする請求項１に記載のデバイス。 - 【請求項１３】 前記デバイス鍵が集積回路上の溶断ヒューズの組合せとし
て格納されることを特徴とする請求項１２に記載のデバイス。 - 【請求項１４】 前記マイクロプロセッサ、前記メモリ、および前記暗号ユ
ニットを単一マイクロチップ内に実装することを特徴とする請求項１、請求項５
、請求項６、請求項１１、または請求項１２に記載のデバイス。 - 【請求項１５】 前記マイクロプロセッサ、前記メモリ、および前記暗号ユ
ニットをＩＳＯ７８１６スマートカード内に実装することを特徴とする請求項１
、請求項５、請求項６、請求項１１、または請求項１２に記載のデバイス。 - 【請求項１６】 前記マイクロプロセッサ、前記メモリ、および前記暗号ユ
ニットをＰＣＭＣＩＡカード内に収納することを特徴とする請求項１、請求項５
、請求項６、請求項１１、または請求項１２に記載のデバイス。 - 【請求項１７】 リバースエンジニアリングが困難な暗号変換を生成する方
法であって、 （ａ） ランダムソースを使用して予測できないデータを取得するステップと
、 （ｂ） 前記予測できないデータとともにソフトウェア実装暗号機能発生器を
使用してランダム化された暗号変換の機械読み取り可能定義を出力するステップ
と、 （ｃ） 集積回路内に前記ランダム化された暗号変換を実装するステップと、 （ｄ） 前記集積回路を使用して前記ランダム化された暗号変換をデジタルデ
ータに対して実行するステップと を含むことを特徴とする方法。 - 【請求項１８】 前記集積回路を使用してエンコードされたデジタルコンテ
ンツの配布を保護し、前記ステップ（ｄ）の前記暗号変換の結果を使用して前記
デジタルコンテンツをデコードすることを特徴とする請求項１７に記載の方法。 - 【請求項１９】 前記暗号機能発生器がさらに前記ランダム化暗号変換の逆
変換の機械読み取り可能定義を出力することを特徴とする請求項１８に記載の方
法。 - 【請求項２０】 前記デジタルコンテンツのプロバイダが前記逆変換を使用
して前記集積回路に配布される情報をエンコードすることを特徴とする請求項１
９に記載の方法。 - 【請求項２１】 前記予測できないデータを知らずに前記機能発生器の設計
を知っているだけでは前記集積回路内の前記暗号変換でリバースエンジニアリン
グを実行できないことを特徴とする請求項１８に記載の方法。 - 【請求項２２】 前記機能発生器が暗号に関して安全な出力変換を生成する
高い可能性を有することを確認するためにセキュリティ分析を実行するステップ
を追加することを特徴とする請求項２１に記載の方法。 - 【請求項２３】 前記暗号変換の結果が保護メモリに格納されることを特徴
とする請求項１８に記載の方法。 - 【請求項２４】 前記暗号変換の結果を使用して保護メモリを修正するかど
うかを決定することを特徴とする請求項１８に記載の方法。 - 【請求項２５】 前記暗号変換への入力を保護メモリから読み取ることを特
徴とする請求項１８に記載の方法。 - 【請求項２６】 前記暗号変換がＦｅｉｓｔｅｌ構造を持つことを特徴とす
る請求項１８に記載の方法。 - 【請求項２７】 前記暗号変換が入力をシフトレジスタに導出するステップ
を含むことを特徴とする請求項１８に記載の方法。 - 【請求項２８】 前記暗号変換が疑似非対称であることを特徴とする請求項
１８に記載の方法。 - 【請求項２９】 前記暗号変換が一方向ハッシュ関数であることを特徴とす
る請求項１８に記載の方法。 - 【請求項３０】 前記暗号変換が順列であることを特徴とする請求項１８に
記載の方法。 - 【請求項３１】 前記デバイスがＩＳＯ７８１６スマートカードであること
を特徴とする請求項１８に記載の方法。 - 【請求項３２】 前記暗号変換が鍵付きブロック暗号文であることを特徴と
する請求項１７に記載の方法。 - 【請求項３３】 前記ステップ（ｄ）が、 （ｉ） 前記ランダム化された暗号変換を使用して第１のデータを変換するス
テップと、 （ｉｉ） 前記変換の結果を使用して第２のデータを導出するステップと、 （ｉｉｉ） 前記ランダム化された暗号変換を使用して前記第２のデータを変
換するステップと を含むことを特徴とする請求項１７に記載の方法。 - 【請求項３４】 不正操作防止デバイスに新規暗号鍵を格納する方法であっ
て、前記デバイスがデバイス鍵を格納し、 （ａ） 基本更新鍵および小さなデバイス固有の更新値を前記デバイス鍵を知
っている当事者から受信するステップと、 （ｂ） 前記デバイス鍵を使用して前記基本更新鍵を変換するステップと、 （ｃ） 少なくとも前記変換の結果を前記デバイス固有の更新値と組合せて補
正された更新値を出力するステップと、 （ｄ） 少なくとも前記補正された更新値と前記基本更新鍵とを組合せて前記
新規暗号鍵の表現を導出するステップと、 （ｅ） 前記導出された表現をメモリに格納するステップと を含むことを特徴とする方法。 - 【請求項３５】 前記ステップが、異なる順序で実施されることを特徴とす
る請求項３４に記載の方法。 - 【請求項３６】 前記新規暗号鍵で旧鍵を置き換え、前記旧鍵を前記ステッ
プ（ｄ）で前記新規暗号鍵の前記導出に取り込むことを特徴とする請求項３４に
記載の方法。 - 【請求項３７】 さらに前記新規暗号鍵が正常に生成されない場合に前記デ
バイスを使用不可にするステップを含むことを特徴とする請求項３４に記載の方
法。 - 【請求項３８】 さらにデジタルコンテンツをデコードするために前記新規
暗号鍵を使用するステップを含むことを特徴とする請求項３４に記載の方法。 - 【請求項３９】 前記メモリが不揮発性メモリを備えることを特徴とする請
求項３４に記載の方法。 - 【請求項４０】 導出の前記ステップが疑似非対称関数を使用するステップ
を含むことを特徴とする請求項３４に記載の方法。 - 【請求項４１】 第１のデバイスで、ユーザがデジタルコンテンツを購入し
てアクセスできるようにし、しかも前記コンテンツのプロバイダと双方向通信を
行わなくて済むようにする方法であって、 （ａ） 購入する前記コンテンツに対応する価値を取得するステップと、 （ｂ） 前記価値の表現を不揮発性メモリに格納するステップと、 （ｃ） 前記第１のデバイスと似た複数のデバイスと共有するステップを使用
し、前記格納されている表現の少なくとも一部を暗号で変換してコンテンツ復号
化鍵を出力するステップと、 （ｄ） 前記コンテンツ復号化鍵を使用して前記コンテンツを復号化するステ
ップと、 （ｅ） 前記コンテンツプロバイダが前記不揮発性メモリの内容を監査できる
ようにするステップと、 （ｆ） 前記コンテンツプロバイダから、前記メモリを再利用できるようにす
るコマンドを受信するステップと、 （ｇ） 前記複数の類似のデバイスと共有されないプロセスを使用し、前記コ
マンドを暗号で確認するステップと、 （ｈ） 前記不揮発性メモリを再利用のためクリアするステップと を含み、少なくとも前記ステップ（ｂ）、（ｃ）、（ｇ）、および（ｈ）が不
正操作防止デバイス内で実行されることを特徴とする方法。 - 【請求項４２】 前記メモリクリアコマンドを暗号で確認する前記ステップ
（ｇ）がデバイス鍵を使用して保護されることを特徴とする請求項４１に記載の
方法。 - 【請求項４３】 前記不揮発性メモリが前記不正操作防止デバイス内の暗号
ユニットに接続され、暗号変換を使用して前記メモリへのアクセスを保護し、少
なくとも前記ステップ（ｃ）、（ｇ）、および（ｈ）が前記暗号ユニットで実行
されることを特徴とする請求項４１に記載の方法。 - 【請求項４４】 前記メモリリセットコマンドを暗号で確認する前記ステッ
プ（ｇ）が、デバイスキーを使用して安全にされることを特徴とする請求項４２
に記載の方法。 - 【請求項４５】 前記不揮発性メモリがクリアされている場合のみ前記ステ
ップ（ｂ）が正常に進行することを特徴とする請求項４２に記載の方法。 - 【請求項４６】 前記不揮発性メモリが再利用のためクリアされているか、
または既に格納されている変換結果を含んでいるかに応じて前記ステップ（ｂ）
で異なる値を前記不揮発性メモリに格納し、前記ステップ（ｄ）は前記不揮発性
メモリがクリアされた場合のみ正常に進行することを特徴とする請求項４２に記
載の方法。 - 【請求項４７】 前記不正操作防止デバイスが単一チップ内に実装されてい
ることを特徴とする請求項４２に記載の方法。 - 【請求項４８】 前記チップがＩＳＯ７８１６スマートカードであることを
特徴とする請求項４７に記載の方法。 - 【請求項４９】 前記デジタルコンテンツがデジタル音楽であることを特徴
とする請求項４７に記載の方法。 - 【請求項５０】 前記デジタルコンテンツが有料テレビであることを特徴と
する請求項４７に記載の方法。 - 【請求項５１】 前記不正操作防止デバイスがＩＳＯ７８１６スマートカー
ドとして実装されることを特徴とする請求項４１に記載の方法。 - 【請求項５２】 さらに前記コンテンツプロバイダが請求書を前記デバイス
のユーザに送付するステップを含むことを特徴とする請求項４１に記載の方法。 - 【請求項５３】 前記ステップ（ｅ）の監査プロセスがデバイス鍵を使用し
て暗号により保護されることを特徴とする請求項４１に記載の方法。 - 【請求項５４】 デバイス鍵を格納する不正操作防止デバイスを使用してコ
ンテンツプロバイダによって配布されるデジタルコンテンツへのアクセスを保護
する方法であって、 （ａ） 前記不正操作防止デバイス内に前記デバイス鍵を格納するステップと
、 （ｂ） 前記不正操作防止デバイスをユーザに配布するステップと、 （ｃ） 前記コンテンツプロバイダが前記ユーザから前記コンテンツへのアク
セス特権の要求を受信するステップと、 （ｄ） 前記不正操作防止デバイスがマイクロプロセッサを使用して前記コン
テンツプロバイダから送信された鍵導出メッセージを受信するステップと、 （ｅ） 前記マイクロプロセッサが鍵導出メッセージから得た暗号化された権
利鍵を前記不正操作防止デバイス内の暗号ユニットに送信するステップと、 （ｆ） 前記暗号ユニットが前記デバイス鍵を使用して前記暗号化された鍵を
変換し復号化された権利鍵を出力するステップと、 （ｇ） 前記復号化された権利鍵を使用して前記デジタルコンテンツをデコー
ドするステップと を含むことを特徴とする方法。 - 【請求項５５】 前記ステップ（ｆ）が、前記暗号ユニットで、前記暗号ユ
ニットにより保護されているメモリ内に前記暗号化された権利鍵を格納するステ
ップを含むことを特徴とする請求項５４に記載の方法。 - 【請求項５６】 前記ステップ（ｆ）が、前記暗号ユニットで、前記暗号ユ
ニットにより保護されているメモリ内に前記復号化された権利鍵を格納するステ
ップを含むことを特徴とする請求項５４に記載の方法。 - 【請求項５７】 前記コンテンツがデジタルオーディオであることを特徴と
する請求項５４に記載の方法。 - 【請求項５８】 前記コンテンツがデジタルビデオであることを特徴とする
請求項５４に記載の方法。 - 【請求項５９】 前記コンテンツがケーブルテレビにより配布されることを
特徴とする請求項５４に記載の方法。 - 【請求項６０】 前記コンテンツが衛星により配布されることを特徴とする
請求項５４に記載の方法。 - 【請求項６１】 前記コンテンツが無線放送により配布されることを特徴と
する請求項５４に記載の方法。 - 【請求項６２】 前記コンテンツがコンピュータネットワークを介して配布
されることを特徴とする請求項５４に記載の方法。 - 【請求項６３】 前記ステップ（ｇ）が、 （ｉ） 前記暗号ユニットが前記復号化された権利鍵を使用してコンテンツ復
号化鍵を導出するステップと、 （ｉｉ） 前記暗号ユニットが前記コンテンツ復号化鍵を前記マイクロプロセ
ッサに転送するステップと、 （ｉｉｉ） 前記マイクロプロセッサがさらに前記コンテンツ復号化鍵を変換
するステップと、 （ｉｖ） 前記マイクロプロセッサが前記変換されたコンテンツ復号化鍵を再
生デバイスに転送するステップと、 （ｖ） 前記再生デバイスが前記変換されたコンテンツ復号化鍵を使用して前
記コンテンツをデコードするステップと を含むことを特徴とする請求項５４に記載の方法。
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