WO1997014144A1 - Disque optique, enregistreur optique, dispositif optique de reproduction, systeme crypte de communications et systeme d'autorisations associe - Google Patents

Description

明 細 書

発明の名称

光ディスクおよび 置および光 置および喑 {1^；およびプログラム 麵許可^;

技術分野

本発明は光ディスクおよび光ディ

る。

背景技術

近 インターネット等のネットワークと光 R OMディスクの普及に伴い、光 ROM ディスクを用いたネットワークソフト M ^始まりつつある。 また電子^ ί引きの検討 が いる。

術として、 C D— ROMをメディアとして用いたソフ卜電子流通システムが実 用化されている。 この場合ハ°スワードを与えて、 C D— ROMに予め言 された ^化 されたソフ卜の暗号を解くといった方法が-^ ¾的である。 しカヽし、 C D— ROMの^、 ディスク上に追記言 2 できないため各ディスクの I Dは個別に きな 、。 従って単 純に用 t、れば、 1つのノ、°スヮードが同一原 ί¾6、ら！^された全てのディスクの を解 除してしまう。 このため、 C D— ROMを用いた場合、 各々のディスク個有の I Dをパ ソコン側のハードディスク上に作成したり、 センターで作成した I Dを郵便によりユー ザ一に送ると t、う であつた。

鄉の光ディスクゃ光ディスクシステムを用 tヽた電子翻システムにお L、ては、 光デ イスクもしくはシステムに I Dや Β^ϋを簡便に^すること力、'求められて、る。本発 明は R OMディスクを用いた電子流通システムに I Dと暗 の簡便な供給を実現する ことを目的とする。 発明の開示

この調を嫩するために、光ディスクのピット部にノ 'ーコードを重ね書きした追記 領域（以下 B C Αと略す）を設け光ディスク鹏時に、 B C A領域にディスク毎に異な る I Dと に応じて通信用の Bf¾ |、通信用の復^！ 文の復^ ϋを個別に言 e し ておくことにより、 ディスクをユーザーに酉肺した時点で、ユーザーにはユーザ一 I D 番号と通信用の送信用の Bf^l、受信用の復^ Mの 3つが自動的に配布されていること になり、 のシステムを^ にして L、た、、くつかの手 ^嗜略できる。 こうして、 暗 信とコンテンツの入ったディスクの識 ljが同時に難する。 図面の簡単な説明

第 1図は本発明の S^Jの光ディスクの工程図、第 2図 (鉢発明の 例の/、。ルスレ 一ザ一によるトリミングの断翻、第 3図 {鉢発明の難例のトリミング部の信号 波形図、第 4図は本発明の ¾5¾例の 置のブロック図、第 5図（a ) {鉢発明の B C A部の ¾信号波形図、第 5図（b )は本発明の B C A部の 係図である。 第 6図 {鉢発明の 例の B^ii信の方法とパスヮードによる B ¾¾の方法、第 7図 ί鉢発明の B C Aのフォーマツ卜図、第 8図 (鉢発明の »例の Β^¾®信の方法とパス ヮードによる ^鍵の方法、第 9図は本発明の 例のコンテンツ部分^ ffl許可し たディスクの Ϊ ^手順図である。

第 1 0図 ί鉢発明の 例の RAMディスクに B C Aを言 した場合のプロック図、 第 1 1図 {鉢発明の錯例の不正コピー防止方式のブロック図、第 1 2図 (鉢発明の実 施例の不正コピー防止のフローチャート図、第 1 3図は本発明の鶴例の B C Aに商品 バーコ—ドを印刷した光ディスクの上面図と断面図、 第 14図は本発明の urn例の BC

A付 R OMディスクと P O S端末を用 、た P 0 S決済システムのプロック図である。 第 15図 ί鉢発明の錢例のプレス工場とソフト会社と 店の 8 解除の 図、 第 16図は本発明の 例のディスク I D等を用いた Η| ^データの ^化複合化ステツ プのフ口一チャート図 （その 1)、第 17図 ί鉢発明の難例のディスク I D等を用い た —夕の Bf^"化複合化ステップのフローチャート図（その 2) 、第 18図 (鉢発 明の実施例の BC Aを用いた通信暗 鍵の配布と喑号通信のフローチヤ一ト図 （その 1)、第 19図は本発明の難例の BCAを用いた通信 Bi¾iの配布と Bf^i信のフロ —チャート図 （その 2)、第 20図は本発明の実施例の BC Aを用いた通信 Β^ϋの配 布と Bg¾ 信のフローチャート図（その 3)である。

第 21図は本発明の実施例の BC Aを用いた電子決済システムのフローチヤ一卜図 (その 1)、第 22図 (鉢発明の 例の BC Aを用いた電子決済システムのフローチ ヤート図（その 2)、第 23図は本発明の魏例の BC Aを用いた電子決済システムの フローチャート図（その 3)、第 24図は本発明の実施例の BC Aを用いた 1枚の R A Mディスクに ¾ΙΡ艮する 方法のプロック図である。 発明を«するため ©* の形態

¾SSi¾に基づき、本発明を説明する。 なお、 Φ¾では BCA^t;を用いた追記領域を BCA領域、 B C Aにより言 されたデータを BC Aデータと呼ぶ。 また第 ll^lj情報 は ID、 もしくはディスク IDとも呼 <o

第 1図は BCA付デスクの f¾¾的な工程を^ Τ。 まず、公開 の第 nt^H802 を用いて Hi ^エンコーダ 803でコンテンツ 777が^ ^化された第 1^805がマ スタリング装 の 8— 16変調器 917により変調され、 この ¾ 信号力、'レーザーに より原盤 800の第 1言^ g域 919に凹凸のピットとして言 £^される。 この原盤 80 丁正された用紙 （規則 91) 0を用いて β¾«808 aでディスク状の透明基板 918を成形し、反射膜作成機 80 8 bで A 1 Sit膜を形成し 0. 6ミリ厚の片面ディスク 809 a、 809 bを作成し、 貼り合わせ機 808 cで貼り合わせた ディスク 809の第 2言^！域 920にトリ ミング装置 807で、 ディスク ID921もしくは第 ΙΒ^·の復^ H922もしくはィ ンターネット通信用の第 20|^||923を？£¾11と1^2¾|1|を組み合ゎせた？£ー1¾ Ζ変調器 807 aで "^し、ノ^レスレーザー 807 bで B C Aトリミングして、 B C A 付きディスク 801を！^する。 貼り合^:ディスクを用いているので、 中に入った B C Aは改ざん出来ず、 セキュリティ用途に用 t、ることが出来る。

説明に入る前に、 BCAについて、簡単に説明する。

第 2図の （1) に示すように BCAでは 2層ディスク 800にパルスレーザー 808 で、 アルミ反射膜 809をトリミングし、.ストライブ状の^ ^部 810を PE変調信 号に基づいて露 fi^Tる。第 2図 （2)に^ 1 "ように BC Aのストライプがディスク上に 形成され、 このストライプ¾1常の光へッドで すると B C A部は 信^^なくな るため第 2図 （3) に^ "Tように麵信^'間欠的に欠落した欠落部 810a, 810 b, 810 cカ 生する。麵信号は第 1スライスレベル 915でスライスされる。一 方欠落部 810 a等は信号レべノ 氏いので、 第 2スライスレベル 916で容易にスラ イスできる。 図 3の言 ¾波形図に示す様に、 形成されたバーコ一ド 923 a, 92 3bは、第 3図 （5) に^ "Tように通常の光ピックで第 2スライスレベル 916でレべ ルスライスすることにより 可能で第 3図 （6)に^ "Tように LPFフィルタで被形 舰され PE— RZ復調され、 （7)に^ ようにデジタゾ K言 ¾ ^出力される。 図 4を 用いて復調動作を説明する。 まず、 BC A付のディスク 801は透明基板が 2枚、 層 801 aが中にくるように貼り合^:てあり、 霧 S^®801 a力 層の場合と言 層 801 a, 801 bの 2層の場合がある。 2層の場合は光へッド 6に近い第 1層の言 d 層 801 aのコントローノ 一夕に BCAか されているかどうかを ^BCAフラ グ 922か されている。 BCAは第 2層 801 bに言 されているので、 ま "T^l 層言 層 801 aに焦 を合わせ第 2言 域 919の最内周にあるコント口一ノ 一 タ 924の^ gfi置へ光へッド 6を移動させる。 コントロールデータは主 1f|gなので E FM又は 8— 15又は 8— 16変調されている。 このコント口一ノ I ^一夕の中の B C A フラグ 922力く '1' の時のみ、 1層、 2層部切換部 827で、焦点を第 2^^180 1 bに合; て BCAを ¾ ^する。 レベルスライサー 590で第 2図（3)に^ "よう な、 的な第 1スライスレベル 915でスライスするとデジタノ H言号に ^される。 この信号を第 1翻部において EFM 925又は 8— 15麵 926又は 8— 16変調 92の 器で¾¾し、 ECCデコーダ 36でエラ一訂正し主 Ifffc^出力される。 この 主職の中のコント口一ノ 一夕を し、 80八フラグ922が1の場合のみ8 を にいく。 BCAフラグ 922が 1の時、 じ？1；923は1層， 2層部切換部 82 7に指示を出し、焦点調節部 828を駆動して、第 1層の^層 801 aから第 2層の 害 層 801 bへ焦 を切り替える。 同時に第 2言^!域の 920の 置、すなわ ち DVD^iSの^はコントローゾ 一夕の内周側の 22. 3mmから 23. 5 mmの 間に されている BC Aを光ヘッド 6を移動させ、 BCAをよみとる。 BCA領域で は第 2図（3)に^ ようなエンベロープか 分的に欠落した信 徵される。第 2 レ^;レスライサ 929において第 1スライスレべノレ 915より低い^ の第 2スライス レべノレ 916を することにより、 B C Aの 部欠落部は検出でき、デジタノ 言号 が出力される。 この信号を第 2翻部 930において PE— RZ細し、 ECCデコ一 ダ 930 dにおいて ECCデコ一ドすることにより副 Iffgである B C Aデータが出力さ れる。 このようにして、 8— 16¾Mの第 1¾ϋ器 928で主 tffgを PE— RZ変調の 第 2m ^部 930で副 つまり BCAデータを する。

第 5図（a)にフィルタ 943通過前部の再生波形、 (b)に低 S t部 810のスリ ッ卜の加: 精度を ₀ スリッ卜の巾は 5〜15 m以下にすることは難しい。ま た、 23. 5 mmより内周に言 しないと言^ ータを破壊してしまう。 このことから DVDの場^ の言 周期 = 30 m、駄雜= 23. 5 mmの制 ヽらフォーマ ット後の ¾λ容量は 188 b y t e s以下に^される。

信号は、 8-16 方式を用いてピッ卜で言 £^されており、第 5図（a)の高 周波信 933のような高周波信^; られる。一方、 BCA信号は観波信 9

32のような低周波信号となる。 このように、主†f$g^'D V D¾½の場合、最高約 4. 5MHzの高周波信号 932であり、第 5図 （a)に示すように、副情 ヽ '周期 8. 9 2^sつまり約 100 KHz 波信号 933であるため、 LPF943を用いて副 1ffgを周 することが容易である。第 4図に示すような L P F 943を^ 周波 離手段 934で、 2つの信号を容易に分離することが出来る。 この^、 LPF9

43{ 単な構 よいという効¾ ^ある。

以 八の鹏である。

では、第 6図を用いて、暗号ソフト解錠システムの全体システムをパスワード発行と Β|¾®信と発注者の認証の！^に絞り説明する。 まず、 プレス ¾のステップは、第 1 図の^とほぼ同じ手順で Mi§されるので、原盤 800と誠ディスク 809の図は省 略する。

プレス ^811において、第 l〜n番目のコンテンツの平文 810は ^ェンコ一 ダ 812により、各々第 l〜n番目の暗号鍵 813でデータの暗号ィ bXは映像信号のス クランフ なされ、光ディスクの原盤 800に言 される。 この原盤 800力ヽら、 プ レスされて!^されたディスク状の繊 809に酣勵ヾ形成された後に、 2枚のディ スク状の基板を貼り合わせた後、 ¾ ^ディスク 809力乍られる。 この ディスク 8 09に、ディスク毎に異なる I D 815もしくは/かつ第 1 Bf^¾816 (公開鍵） も しくは Zかつ、第 2B^H817 (公開鍵）、第 2コンピュータの據アドレス 818 力BCA領域 814に言 された BC A付ディスク 801力、'、ユーザーに配布される。 このディスクのコンテンツは暗号化されているので、再生するには代金等の代価を払 つてパスヮード発行センタ一つまり電子商店もしくは， モーゾ！^、らパスワードをもらう 力、'ある。 この手) を述べる。

ユーザ—の第 1コンピュータ 9 0 9では配布された B C A付きディスク 8 0 1を 装置 8 1 9で ¾すると、 ？£— 1 2¾|)¾部を含む8〇 ¾部8 2 0にょり、 I D 8 1 5、第 1 ^H8 1 6、第 2Bg^|8 1 7、 ¾ ^アドレス 8 1 8のデータ力 され る。ノ、。スヮ一ドをもらうためには、ノ、⁰スヮード発行センター 8 2 1のサーバーである第 2コンピュータ 8 2 1 3の¾ ^アドレス 8 1 8へ通 itSP8 2 2を介してインタ一ネット 等のネットワーク 8 2 3経由で^し第 2コンピュータ 8 2 1 aへ I Dを送信する。 ここで、 信の手順につ t、て述べる。第 2コンピュータ 8 2 1 aはユーザーの再 置 8 1 9からの I D 8 1 5を受 る。すると "モール" や "電子商 とよばれ るパスつ一ド発行センター 8 2 1の第 2コンピュータすなわちサーバ'一 8 2 1 aは暗号 鍵データベース D B 8 2 4をもつ。 このデータベースにはこのディスク個有の I Dもし くは I Dの第 1暗^! 8 1 6に対応する復^！である秘衝建、つまり第 1復号键 8 2 5 と I Dの勤 ¾¾容されている。従ってサーバーは受信した I Dをもとに第 1復^ |8 2 5を^^ること力 きる。 こうして第 1コンピュータから第 2コンピュータ 8 2 1 a への^!信が 1¾3Ϊする。 この 、第 Ι Β^ϋと第 1復^!は公開鍵 Bg ^ではなく、 共 iS¾B^ ©共 ϋϋならば同じ鍵となる。

利用者はディスク 8 0 1の中に、例えば、 1 0 0

ンテンッの 1部、例えばコンテンツ番号 8 2 6が ηのコンテンツを利用した H、 コ ンテンッ番号 8 2 6つまり nを第 1 Β|¾¾8 1 6である公開鍵を用いて、公開鍵^関 、ら構成される第 1 B^ ェンコーダ 8 2 7で、 ^化した を第 2コンピュータ 8 2 1 aに送^る。第 2コンピュータ 8 2 1 a側では前述のようにこの暗号を復号する ための第 1復^ ϋ8 2 5を^^し知っている。従ってこの B ^を ίϋΙに平文化できる。 こうしてユーザ一の発注龍のプライバシ一は により守られるという効 ¾ ある。 この 第 1

として公開鍵 の膽鍵を ヽて してもよ t、。 この 方法は "デジタノ 名" と呼ばれる。詳しい動作の説明は、 の専門翻えば、 "E -Ma i 1 Se cu r i t y by Bruc e Schne i e r 1995" の "D i g i t a l S i na t u r e" の項目等を参照されたい。

8^1信にもどるとこの {^1信部822とネットワーク 823を介して、ノ、。スヮ ード発行センタ一 821の第 18^ ^コーダ 827に送られる。 こうして、第

816と対になってぃる第1*^8^ 825を用ぃて第1 ^^コーダ827では、

Bi^^号される。

この 、公開鍵は特定の 1枚のディスクしかもっていないため、第 3者のディスク からの不正な は排除できる。つまり、 1枚のディスクの認 ϋ&ό、できるためこのディ スク ち主のユーザー個人の fg¾B6、できる。 こうしてこのコンテンッ番号 nは^の 個人の あること力、 E明されるため、第 3者の不正な ま排除できる。

この^開鍵 816を ¾f¾にしておけば、 この手法でクレジットカード番号等の高い セキュリティカ 求される!^ If^の送信にも技術的には用いることかて'きる。しかし、 通常 "モール" と呼ばれる は、セキュリティ ®i¾iE^ないため、電子決済ではユー ザ一の^ ^は扱わない。クレジッ卜カード系と ^Βίΐ系の センタ一 828のみが、 ユーザーの金 ¾rlffgを取り扱うことかできる。 ¾¾、 SET等のセキュリティ纖の統 ーィ 進められており、 RS A 1024 b i tの公開鍵 B|^W¾われ金 Sdffgの 化 が難する可 t&tfe^い。

次に本発明の の^ If報の Bl^ii信手順を^ "。 まず、 B CA 部 820で再 生された公開 ϋΒ ^の第 2B|¾||817を用いて、個人のクレジットカード番号等の課 ^lf報 830は第 2暗号エンコーダ 831により、 RS A等の公開鍵系暗号により、 暗 号化され、通 ίϊ¾5822より第 2コンピュータ 821を介して第 3コンピュータ 828 の コーダ 8 3 2に送られる。 この場合デジタゾ をする場合は第 2 Bf^¾8 1 7 {i¾MI8 2 9を用いる。

ノ、⁰スワード発行センター 8 2 1の第 2コンピュータ 8 2 1 aの の^^の手順と 同様にして暗^ IIデータベース D B 8 2 4 aより I Dもしくは第 2暗^ #8 1 7に対応 する第 2復^ H8 2 9を し、 これを用いて第 2Η|^コーダ 8 3 2において 8^化 された ^^を復号することかできる。

なお第 2Bf ^エンコーダ 8 3 ΐ ¾¾ϋ8 2 9を用いてデジタノ 名 lば、第 2暗 コーダ 8 3 2ではユーザ一 名を麵できる。 こうして聽センタ一 8 2 8は、 ユーザーのクレジットカード番号や カード番^ パスヮード等の^ Iffgをィ ンターネット^^っても に入手することができる。インターネッ卜のようなオーブ ンなネットワークではセキュリティが問題となるが、 このシステムでは、暗^ i信用の

B^H (公 もしく (おつデジタノ の ¾5¾I¾^B CAに されているので、 信もしくは ISiK^I に行える。 このため不正な第 3者による不正^^と不正注 文を防げると 、う効動、'ある。 またディスク毎つまりユーザ毎に異なる公開鍵を用 I、る ことかできるので通信の ^向上し、ユーザーの^ 1f$fe&、'第 3者に ϋ¾する可能 する。

ここで、第 6図に戻り、ノ、⁰スワード 行手順とパスワードによる解錠手順を説明す る。パスヮード発行センター 8 2 1では、 I Dとユーザ一が藤したいコンテンツ番号 とユーザー ©^ffi許可期間を^ 時間 1f|g、 の 3つの髓に基づき、公開鍵^等の演 算式を用 、たパスヮ一ド 部 8 3 4でパスヮードを^^し、第 1コンピュータ 9 0 9 へ送財る。最も簡単な構成例を述べると、第 2コンピュータでは n番目のコンテンツ の を解^ る復^ ϋディスク I Dと時間†f|Sを混合した を公開 ^の公開鍵 で 化し、 これを解く を混合した n番目のパスヮ一ド 8 3 4 aをパスヮ一ド生 成部 8 3 4で作成し、第 1コンピュータ 9 0 9へ送針る。第 1コンピュータは ±^の n番目のパスヮ一ドを受信し、確^ ディスク I Dと時 f^†ffgと n番目のコンテンツ の復合鍵を復号する。 ここで、 ディスクより再生した B C Aの I D 8 3 5 aと の第 2時間 1ffg8 3 5 bと許可された I D 8 3 3 aと第 1の時間 ttfg8 3 3を照合して一致 するかをパスワード演算部 8 3 6は演算はする。 もし ~^rmば、許可し、 n番目の復 ^H8 3 6 aを B^ ¹コーダ 8 3 7へ出力し、 n番目のコンテンツの 8 3 7 aが復 号され、 n番目のコンテンツ 8 3 8が出力される。 出力される期間は第 1時間 8 3 3と第 2時間†ffB 8 3 5 bカ^ ¾している間だけに制限される。第 1コンピュータ 9 0 9側では、 I Dと ⁰スワード 8 3 5と の時間を^ "ΤΒ#ϋ·8 3 6 bからの Bff_B¾f¾の 3っを髓をパスヮ一ド演算部 8 3 6で演算し、 I Dと時間 Ifffc^'正しければ、正しい 復^!! ^演^^果として出力されるので、 n番目の Β| ^、'^デコーダ 8 3 7で復号も しくは、 デスクランブルされて、 n番目のコンテンツ 8 3 8の平文データもしくは、 デ スクランブルされた^信号もしく {讨一ディォ信 、'出力される。

この 、時計 8 3 6 bの第 2時間 1f¾8 3 5 b力 ⁰スヮ一ドの第 1時間 と 8 3 3 しな 、と Bg^^正しく復号されな 、ので はされな L、。時^ を用 、ると、 レンタノ 用の際に 3日間だけ映画を ¾できると tゝつた時間！ のレンタルシステ ムに応用すること力可能となる。

第 6図ではプロック図を用 t、て手順を説明したが、 この手順のフローチヤ一トは図 1 6〜図 2 3を用 、て後で説明する。

次に^!の容量についての工夫を述べる。 こうして第 7図（a )に^ ~ように B C Aに第 1 H^H8 1 6と第 2 B^H8 1 7の K¾fを入れることにより、 "モール- との 商品取引と、 "^センタ一" との間の代金決済の 2つのセキュリティカ たれるとい ラ効 られる。

この 、 ^^セン夕ーとのセキュリティに関しては S E T等の ^が予定され ており、 R S A 1 0 2 4つまり、 1 2 8 b y t e sの B^H^、第 2 B^|領域 8 1 7 aに収容されることになる。すると、 BCAは 188 b y t e sしかないため、 "モー ル" との取引の Bf¾H用には 6 Oby t e sし力 らない。 20バイ卜の大きさで RS A1024の 128ノ<ィ卜と同 のセキュリティをもつ ^数として楕円関!^公 開鍵 Bg¾^知られている。

本発明では、第 lBf^l領域 816 aに楕円関数を用いている。楕円関数は RS A 1 024と同等のセキュリティが 20バイ卜で得られる。 このため、楕円関数を用いるこ とにより 188バイ卜の BC A領域に、第 1B^H816と第 2Β|¾|717の ¾Wが 収容できるという効 がある。

以± ^ベたように、 BCAを光 ROMディスクに適用することにより、 ディスク固有 の I D番号、 第 1と第 2Bg^|、赚のァドレスか Έ できる。 この ィンタ一ネ ッ卜を利用した に、 自動的にモールに赚され、 コンテンツの B§ ^除による商品 流通と、商品購入の認証と秘¾{¾^、 f¾^ の認証と機密性の のセキユリテ ィが BCAに Β^¾Λ、 されたディスクを ge するだけで、 ¾¾する。 このため本発 明の暗 信の方法により、 «のような IDや、

I Cカードやフロッピィゃ を用いるという ^、'セキュリティを落とすことなしに 省略でき^ a化できるという大きな効 ¾ ^ある。 またインターネットの纖アドレスで ある URLは固^ Γはなく、 ^される。原盤には URLか^されており、 この UR Lに纖 ばよいが、 された時原^: するのは、時間的コスト的に効率が悪 い。 BCAに された URLを^しておき、 BCAより赚アドレス 931が された のみ原 #©赚ァドレスより BCA纖ァドレス 93 して m l ば、原^^ «に作 することなく、 された^^アドレス 931に換院されるとい う効動、'ある。

第 6図では B C Aに公開鍵の第 1 と公開鍵の第 1 を言 した場合を示した。 第 8図では、 8じ八に公開鍵の第1暗号键816と秘密鍵の第 3復号鍵 817 aの 2

第 6図と同様の手順であるため、違う点のみを述べる。 まず、 プレス ¾では、第 1 鍵 816と第 3復^ 1817 aが BCAに £^される。第 3復^ H817 aは^セン ターからの公 §¾ϋΤ'Β^化された の受信に用いる。 この 、受信のセキュリティ 力、'向上すると t、う効 ある。

まず、第 8図を用いて Bt^ lを^ るより具体的な B^ii信の例を説明する。第 1 16は公開鍵なので、受信用の第 3復^ 817 aを BCAに^ Tる' が ある。一方 BC Aは容動沙ない。又公開鍵は処理時間を要する。 そこで、第 8図では 第 コンピュータ 836 S1 ^生器等で i^H^部 838 aで公開鍵の Bf^HZ復 の対、又は共纖を^ Tる。共進 を述べる。共iHK 838を第 1 B^H 816と第 1 エンコーダ 842で Bg ^ィ匕し、第 2コンピュータ 821 aへ送る。第 2コンピュータでは ¾¾^||844を用いて、 主8^^コ一ダ843で、 この B ^を平 文化して共纖 K838 aを得る。 ¾Wカ洪删 Kをもつので、第 2 エンコーダ 8 42aと第 2Ht^コーダ 847 aに共通建 Kを渡すことにより、店からユーザ一、つ まり第 2コンピュータ 821 aから第 1コンピュータ 836への B^i信かできる。 当 ^¾iHKを第 2Bf ^エンコーダ 827 aと第 28|^コーダ 845 aに渡すことによ り、ユーザ一から店つまり第 1コンピュータ 836から第 2コンピュータ 821 aへの B§^i信も可能となる。公開^ Tある第 ΙΒ^ϋを BCAに言 し、 Bl^ lを^する 効果を述べる。 まず、第 ΙΒ^ϋの Ϊ だけでよく復^ IIの言^)嗜略できる。 従って B C A0^¾ 、容量を減らすことがな t、。次に B C Aに復^! Λ、 されて L、る ので、セキュリティが向上する。共通の場合、毎回鍵を ればよい。

演^ fl#間力"^いため、処理時間カ沙なくて済むという効 くある。 この^^ 成部 838 aカ洪 ϋϋ はなく、公開鍵 の Bt^llと復^ H対を した場合喑 を第 2コンピュータ 821 aへ Bg^ 信し、第 2 エンコーダ 842 aの B^H として用い、復^^を第 28^^コーダ 8 4 7の復^ IIとして用いれば処理時間は長く なるカ哄 に比べてよりセキュリティを高めることができる。； ¾LSする C PUの性能 か¾ 鴻合は公開鍵を使う方か ましい。公開鍵を新たに賊する は、 B C Aには 第 l Hg^ の公開鍵しか言 されないため、セキュリティの問題発生しない。 B CAの 容量も消費されない。また Β^ϋを する' がないためメンテナンスも容易となる。 今度はパスヮ一ド発行センター 8 2 1の第 2コンピュータ 8 2 1 aで共 iS¾K 8 3 8 aを した^、共 ϋϋを第 3B^ 8 3 9を用いて第 3Hg^エンコーダ 8 4 0で暗 号化し、ノ、⁰ソコン 8 3 6へ送 る。ノ、⁰ソコン 8 3 6側では B C Aより した赚鍵 である第 3復^ 18 3 7を用いて、第 3Β§^コーダ 8 4 1で平文化することにより、 共 ϋϋΚ 8 3 8 bを得る。 この^、 ίΚΦϋΤ'ある第 3復^ #8 1 7 aはこのユーザー しかもつて 、な t で、センター力、らユーザーへ (¾!信の内容が第 3者に職すること は防止されるという効 ある。 この ¾^のフォーマツトを第 7図（b) に^"。第 3 復 建 8 3 9 bは楕円関数を用いると 2 0バイ卜でよいため B C Aに収容できる。 次に第 9図を用 t、て、 化ディスクに B C Aを用いて原鮒乍颇用を肖 iJ fる難 例を説明する。

n删ぇば、 1 0 0 0本の平文のコンテンツ 8 5 0があると、各々 1〜！ n番目の Bf^ 鍵 8 5 1を用いて Β| ^エンコーダ 8 5 2で 化する。 この BI ^化された第 1 〜m番目 のコンテンツ 8 5 3と 1〜11\番のコンテンツの復号プログラム 8 5 4 aと第 2B|^を復 号するプログラムである第 28^·^コーダ 8 6 1 aは、原盤に凹凸のピットとして言 された後、 1枚の籠に雌され酣膜を形成した後、 2枚の 貼り合わせられて、 光ディスク s o 1力、'^する。 この時、 ディスク 1枚目に異なるディスク固有の調 i 報、 いいかえると I D 8 5 5と n番目、例えば 1番目のコンテンツを赚するパスヮー ドゃ復^!^の復^ 5 4を第 2 エンコーダ 8 6 0で Β| ^化した第 2 を予 め B C Aに^する。すると、再^置では B C A再生部 8 2 0ょり第28^¾^¾さ れる。 BC A以外 (¾1常の言^^-タカ されるデータ胜部 862よりは第 2 デコーダ 861力^^されるので、 これを用いて第 ^を復号し、 ID855 aと第 n番目のハ。スヮード 854 a力 される。 コーダ 855 bでは、 データ ¾部 862より ¾した n番目のコンテンツの復号プログラム 854 aを用いて、 I D85 5 aとパスワード 854 aを用いて第 1 を復号し、 n番目のコンテンツの平文 85 5 cと調 IJ1f|g855 aを得る。パソコンの はハ一ドディスク 863にコンテンツ と IDは^される。 この ID855 aは、 プログラム にネットワーク上に同じ I Dがな L、かをチェックし、 ネットワークプロテクションを ¾ίΐさせるので、 ソフ卜の 不正インスト一 防止できるという副次的効默■«ある。つまり、原盤 1枚に 化し た 1千本のコンテンッを入れ、特定のソフトに対応するパスヮ一ド等の復^ ffBを言 しておけば、実質的に特定の 1本のコンテンッの光 ROMディスクを作成したのと となる。 1枚の原 ¾ιτ·ι 000種類のソフトの原盤をカツティングしたのと同じ効果が 得られ、原 颇用と手間が削 きるという効 ¾ ^ある。

図 10では RAMディスクに、 コンテンツを言 する際に BCAを用いて ^化する 手 H頃を述べる。 まず、 RAMディスク 856より BCA 部 820により、 BCAの データを し、 I D857を出力し、 インタ一フェース 858 a, 858 bとネット ワークを介して、暗号化部 859に送る。暗号化部 859ではコンテンツ 860を ID 857を^ TCB^エンコーダ 861において 化もしくは赚音声信号のスクラ ンブルを行う。 BI ^化されたコンテンツは 置に送られ言 回路 862により RAMディスク 856に雲 される。

次に、この信号を ¾する時は、データ 部 865により、主データの翻を行い、 Bf^化された信号を し、 ^コーダ 863において、復¾> なわれる。この時、 RAMディスク 856の BC A領嫩、ら、 8〇 ¾部820にょり、 ID857を含 職され、 コーダ 863に鍵の"^として送られる。 この時、 JE¾にコ ピーされた場合は RAMディスクに言 された Bf^の鍵 {iJE のディスク I Dであり、 RAMディスクの I Dも IBSのディスク I Dであるため、 Bf^の復号もしくはデスクラ ンフ Ι^ίϊなわれ、 第 η番目のコンテンツの平文 8 6 4力く出力される。 赚龍の場合 は MP E G信号が伸長されて、 映像信号力 られる。

この場合、 ^化はディスク I Dを鍵としている。 ディスク I Dは世の中に 1枚しか しな L、ため、 1枚の RAMディスクにしかコピ一できな L、と 、う効 ¾0 られる。 ここで、もしこの の RAMディスクから、別の RAMディスクにコピーした場合、 最初の: 1¾のディスク I Dである I D 1と、 別の不正の RAMディスクのディスク I D である I D 2とは異なる。 不正の RAMディスクの B C Aを ¾ ^すると I D 2力 ¾tさ れる。 し力、し、 コンテンッは I D 1で暗号化されて t、るので、 Bg ^コーダ 8 6 3にお いて I D 2で解鍵しょうとしても、 異なるため、 は復号されない。 こうして、 不正コピーの RAMディスクの信^^出力されず、 護されると tヽぅ効 あ る。本発明は D i s k I D方式なので正規に 1回だけコピーされた正規の RAMディ スクはどのドライブで ¾しても、

化部 8 5 9はセンターのかわりに Bf ^エンコーダを搭載した I Cカードでもよい。 図 1 1図のブロック図と第 1 2図のフローチャートを用いて、 コピー防 ih^法を述べ る。 ステップ 8 7 7 aでインストールプログラムを動作させる。 ステップ 8 7 7 bで張 り合わせた光ディスク 8 0 1より、 B C A陋部 8 2 0より副漏の I Dが出力される。 ステップ 8 7 7 dでデータ ¾部 8 6 5より主情報よりコンテンツとネットワークチェ ックソフト 8 7 0力 ·φ½される。コンテンツと I D 8 5 7は HD D 8 7 2に言 される。 ステップ 8 7 7 cで不正に改ざんされないよう I D 8 5 7は特定の秘密の暗号演算を行 い、 HD D 8 5 7にソフ卜 I Dとして言 される。 こうして、 ハ。ソコン 8 7 6の HD D 8 7 2にはコンテンツとともにソフト I D 8 7 3カ される。 ここで第 1 2図のステ ップ 8 7 7 fのプログラムを起動する場合を述べる。 プログラムを起動する時は、 ステ ップ 8 7 7 gにおいて、 HDD 8 7 2のソフト I D 8 7 3を し、 インターフェース 8 7 5を介して、 ネットワーク 8 7 6の上の別のパソコン 8 7 6 aの HD D 8 7 2 aの 中のソフト I D 8 7 3 aをチェックする。 ステップ 8 7 7 hで他のハ。ソコンのソフト I D 8 7 3 aと自分のソフト I D 8 7 3が同一番号であるかをチェックし、 同一番号であ る場合は、 ステップ 8 7 7 jへ進み、ノぐソコン 8 7 6のプログラムの^ 1/を中止するか liffi上に警告メッセージを ¾ ^する。

他のパソコンのソフト I D 8 7 3 aが同一番号でなかった^は、少なくともネット ワーク上にはコンテンツを複数台にィンストールした形跡はないため不正コピーはない と判断し、 ステップ 8 7 7 kへ進み、 プログラムの fellを許可する。 この場合、他のパ ソコンへネットワークを介してソフ卜 I D 8 7 3を送信してもよい。 このハ。ソコンでは 各パソコンのソフト I Dの をチェック ~ は不正ィンストーゾ 1^ 出できる。 不正 があれば、 該当するパソコンに メッセージを送る。

こうして、 B CAに I Dを言 し、 ネットワークチェックプログラムをピット言^! 域に言 e^ ることにより、 同一ネットワーク上の同一 I Dのソフトの撤インストール を防止できる。 こうして簡便な不正コピープロテク卜が^ ¾する。

図 1 3のように白色の材料からなる書き 可能な書き 層 8 5 0を塗布すること により設けることにより、 文字を印刷したりペンでパスヮ一ド等を書き入れること力、'で きるだけでなく、書き 層 8 5 0が厚くなるため光ディスクの基板の損傷を防ぐとい う効果も得られる。 この書き込み層 8 5 0の上の B C A領域 8 0 1 aにトリミングで記 録された B C Aデータ 8 4 9の"^であるディスク I D 8 1 5を平文化し魏字に変換 した文字 8 5 1と一般バーコ一ド 8 5 2を印字することにより、 店やユーザーが B C Aを 置でよみとることなく、 P O Sのバーコ一ドリーダーや視認で I Dの確認 や照合かできる。 ί腿できる I Dはユーザー力パソコン経由で I Dをセンターに通知す る は不要である。 しかしユーザー力く漏で I Dをセンターに口頭で る場合は、 BC Aの I Dと同じ I Dカ イスク上に mi忍できる形式で印刷することにより、 ユーザ 一が I Dを目でよみとれるのでパソコンにディスクを挿入することなしに I Dをセンタ 一に fc^ること力できる。 図 13のフローチャートで光ディスクの ステップを説明 する。 ステップ 853 dで、 原盤よりディスクの β ^を行 tヽ、 ピットの言 された基板 を作成する。 ステップ 853 eでアルミ 膜を乍成する。 ステップ 853 fで 2枚の ディスク基板を ί ^剤で貼り合わせ、 DVDディスク等を させる。 ステップ 853 gでスクリーン印刷のラベル印刷をディスクの片面に行う。 この時パ'ーコードで原盤に 個有の識 iJlffgを る。 ステップ 853 hで POS用ノ 'ーコードのフォーマツ卜で ディスク 1枚ごとに異なる I D等の feSlJIffgをインクジエツ卜バーコ一ド印刷機や熱転 バーコ一ド印刷機で印刷する。 ステップ 853 iで、 このパ'ーコードをパ 'ーコ一ド リーダーでよみ出し、 ステップ 853 jで ¾iJ1tlftに対応した BCAデータをディスク の第 2言^!域に る。 この 方法であると、 BCAを除く POSノ 一コードを 含む全工程を終えた後にディスク !SiJtifBを磁忍した上で、 B C Aデータを言^ "Tる。 B C Aはディスクを ¾しな 、と読めな L、が、 P O Sバーコ一ドは密 ^^、ので市販 のパ'一コードリ一ターでよみとれる。 Π ^の中のあらゆる工程で、 ディスク I 0カ 1】 できる。 BCAトリミングの前に P OSノくーコ一ドでディスク I Dを言 しておくこと により、 BCAと POSノ ーコードの誤言^^ほぼ^に防止できる。

この BCA«n、 ^^ もできる BCAの利用方法について述べる。 図 15 に ようにソフトメーカでは、工程 (2)で ¾¾ "ように海薩防止マークと照合暗号 を:^ もできる。 工程 (2)ではディスク 1枚ごとに異なる I D番^ >ュ一ザ一と の秘^信用の 8|^¾を雲 したディスク 944 bを {乍成しても良い。 このディスク 9 44 c、 944 dはパスワードを しなくても ¾できる。

別の応用として工程 (3)では、 化ゃスクランプノレした MP EG«信号等の情 報をディスク 944 eに言 »Τる。 MP E Gスクランブルの詳し 、動作は説明を省略す W 97 14144 2

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る。 ソフト会社で (il程（4 ) において I D番号とスクランフ U ^ffgを復号するた めのサブ公開鍵を B C Aで:：^言 したディスク 8 4 4 fを ί乍成する。 このディスクは 単独では ¾はできない。 工程（5 )では、 ディスクの を受け取った後に サブ公開鍵とペアになっているサフ 鍵でパスヮードを作成し、 ディスクに 記録 する。 もしくはパスヮ一ドの印刷されたレシ一トをユーザーに渡す。 このあと、 ディス ク 8 4 4 gはパスヮ一ドか "！ されているためユーザー力 可能となる。 この; ^を 用いると、 の支払われて 、な、、ディスクを万弓 Iきしても!!^のスクランブノ 、'解除 されな t、ため正常に ¾4されな L、ため、 万弓 Iき力、'無意味になり減ると! ^、う効 、 'ある。 レンタルビデオ等の は恒久的にノ スヮ一ドを B C ΑΕ^Τると万 S Iきされた場合、 使用されてしまう。 この場合 (i 程 ( 6 ) に^" Tように店で B C Aを P O Sバーコード リーダーでよみとりスクランフ レ解除のためのパスヮ一ドをステップ 9 5 1 gで発行し、 ステップ 9 5 1 iでレシ一卜に印刷し、 ステップ 9 5 1 jで客に手渡す。 客の方は、 自 ¾ ステップ 9 5 1 kでレシ一卜のハ。スヮ一ドをプレーヤにテンキーで ΛΛする。 ステ ップ 9 5 1 pで所定の日の間だけ される。 ディスク ©~ ^のソフ卜のパスヮードの みを与えてレンタルした場合に、他のソフトをみたい時は、 で、 そのソフ卜のパス ヮードをステップ 9 5 1 uで通知しステップ 9 5 1 kで入力することにより、 ディスク の他のソフトを することかできる。 レンタルビデオ店 «を示したがパソコンソフ ト -、 化したパソコンソフトを売った時に、 P O S端末でパスワードを印刷して 渡しても良い。

図 1 5の工程 ( 5 ) ( 6 ) のセル!^店、 レンタル店における動作を図 1 4を用いて より具体的に説明する。 セル麟店ではソフトメ一力一から スクランプリ!^かか つたディスク 9 4 4 f を受け取り、 ユーザ一からの入金を編忍するとバーコ一ド 置 9 4 5よりディスク 9 4 4 fの I D番号、 サブ公開鍵のデータを P O S端末 9 4 6経 由でハ。スヮ一ド発行センタ一 9 5 2に送 Τる。 小繊なシステムの場合パスヮード発 行センタ一、 つまりサブ公開鍵のサブ秘 鍵を含むシステムは P 0 S端末の中にあつて も良い。パスヮード発行センタ一はステップ 9 5 1 qでディスク I D番号と時間 1ffgを 入力し、 ステップ 9 5 1 sで演算を行い、 ステップ 9 5 1 tで、 サフ 鍵を用いて暗 号化し、 ステップ 9 5 1 gでパスヮードを発行しネットワーク 9 4 8と P O S端末 8 4 6を介して B C Aバーコード 置 9 4 5にパスワードを送り、 言 されたディスク 9 4 4 gが客に渡される。 このディスク 9 4 4 gは、 そのまま できる。

次にレンタル店やパソコンソフ卜店の^、 ます" スクランブルの解除されてい な t、R OMディスク 9 4 4 fを店頭に陳列する。 客力" ^定の ROMディスク 9 4 4 fを 職した場合、 うずまき型にスキャンする回麵の光学へッド 9 5 3を内蔵した円形バ —コードリーダ 9 5 0を手に持ち透明ケース入りのディスク 9 0 0の中心におしつける ことにより、ディスク 9 4 4 fの無酣部 9 1 5による酣層のバーコードを 取り、 ディスク I 'D番号を 取る。 ディスク I Dの商品バーコ一ドを図 1 3の 8 5 2のよう に印刷することにより通常の P 0 S職のバーコ一ドリーダ一で 取ること力出来る。 原盤に予め雲 されプレスされた円 —コードから ^取っても良い。 これらのディ スク I Dを^ ffgは P O S 9 4 6により処理され、 クレジット力一ドから 決済されるとともに、 前述にように I D番号に対応したパスワードがステップ 9 5 1 g においてパスワード発行センターから発行される。 レンタル用途の場合、 ネ赚可能な日 数を制限するためステップ 9 5 1 rで用いたように日 を加えて、 ディスク I D番 号を ^化レ スワードを作^"る。 このパスワードの場合、特定の日付し力働しな I、ため、例えば 3日間の貸し出し期間をパスヮードの中に きる^ヽぅ効¾ ^ある。 さて、 こうして発行されたデスクランブルのためのパスヮードはステップ 9 5 1 iに おいて、貸出日、 返却日、 レンタルのタイトノ 1 金とともにレシート 9 4 9に印刷され 客にディスクとともに渡される。 客はディスク 9 4 4 jとレシート 9 4 9を持ち帰り、 ステップ 9 5 1 kでパスヮードを図 6の第 1コンピュータ 9 0 9のテンキー入力部 9 5 4に入力することによりパスヮード 8 3 5は I D番号 8 3 5 aと演算されて デコー ダ 8 3 7に入力され、復^ IIを用いて平文化される。正しいパスワードである場合のみ ^"デコーダ 8 3 7でプログラムのデータをデスクランブルし、赚出力を出力させる。 この場合、パスヮードに時間情 含まれている場合、 時言†¾58 3 6 bの日付データ と照合し、 "^した日付の期間、 デスクランブルをする。 なお、 この入力したパスヮー ドは対応する I D番号とともにメモリ 7 5 5の不揮発メモリ 7 5 5 aにストァされ、ュ —ザ一は一度パスヮードを ΛΛすると 2度と ΛΛすることなしにデスクランブルされる。 こうして廳において電子的にディスクの鍵の開閉かできるという効 ある。

第 1 6図を用いてソフトか ·Β|^—夕として idltされたディスクのソフトの復号方法 を詳しく説明する。

ステップ 8 6 5は —夕と個別 I Dのユーザ一^ ^の配布の全体フローを示す。 ま ず、 ステップ 8 6 5 aでは、 1枚の原 M©R OM領域に、 ¾J¾の第 1 H^TCB ^化さ れた mケのデータと、暗号化された mケのデータを復号するプログラムを露 する。 ス テツプ 8 6 5 bでは、原盤より繊を膨し、 S t膜を 口した 2枚の基板を貼り合わ せて誠 R OM ディスクを^ ¾、作财る。 ステップ 8 6 5 cでは、 ディスク の できない副 ¾ ^域（B C Aとよぶ） に、 Β^·化データの復号に ' な復^ f報 (プレスしたディスク毎に異なるディスク ^¾IJ1ffg a n d / o r ^データの復 ^H)を R OM領域と異なる麵方法て S^Tる。 ステップ 8 6 5 dでは、ユーザーは 配布されたディスクを ¾し、希望する Bg ^化データ nを し、復号処理を始める。 ステップ 8 6 5 eで、ユーザーの第 1コンピュータで、 R OM 領¾6、ら暗号化データ と復号プログラムを ¾し、 副 域 ( B C A)から、復^ #|§を 出す。 ステツ プ 8 6 5 fで、オンラインで第 2復号 1f|gを得な 合は図 1 7のステップ 8 7 1 aで、 I D等の復号の補助情報を 面上に表示する。 ステップ 8 7 1 で、 ユーザ一は I に 対応するパスワード等の第 2復号を入手し、 第 1コンピュータに入力する。 ステップ 8 7 1 cで、 ディスク I^IJ體と第 2復^ f報と Bf^化データ _nを用いて公開鍵系 Bg^"関 数の特定の演算を行う。 ステップ 8 7 1 dで結果が正しければ、 ステップ 8 7 1 fで n 番目のデータが平文化され、ユーザーはデータ nのソフ卜を動作させることができる。 次に図 1 8のフローチャートを用いて、 B C Aを用いたインターネッ卜等で必須な暗 ¾ 信の方法を述べる。 ステップ 8 6 8は、ユーザーへ通信プログラムと通 ifB|^¾を 配布する方法のルーチンである。 まず、 ステップ 8 6 8 aで、 1枚の原盤の ROM領域 に少なくとも通信プログラムや接^ If報を言^する。 ステップ 8 6 8 で、原盤より基 板を し、 2枚の基板を貼り合^:て R OM ディスクを 作成する。 ステ ップ 8 6 8 cで、 ディスクの難できない副 K ^域 (B C A) に、プレスしたデ イスク毎に異なるディスク繊 IJIffgと Bg^i信用^!を る。 により第 2コ ンピュー夕の纖ァドレス、 もしくは Z力つ Bt¾i信用復^ ϋを R OM領域と異なる変 調方法で露 する。 ステップ 8 6 8 dで、ユーザーの第 1コンピュータで、 ROM 領 、ら通 i ログラムと 化プログラムを し、 it ^,ディスク識【J情 報と通信用 B^i¾を 出す。第 1 9図に進みステップ 8 6 7 aで、 B C A領域に接続 ァドレスがある は、 ステップ 8 6 7 bで、 B C A領域の U R L等の搬ァドレスに 基づき第 2コンピュータに繊し、膝ァドレスがな 鴻合はステップ 8 6 7 cの RO M領域の鶴ァドレスのコンピュータに難する。 ステップ 8 6 7 dで、送信データが 入力され、 ステップ 8 6 7 eで、 B C A領域に暗 ¾i信用暗^ Hがある場合はステップ 8 6 7 gで B C A領域の B^li信用 を用いて、送信データを 化し、第 3 を作成する。 また、 な L壩合はステップ 8 6 7 fで ROIV^¾Xは HD Dの^!信用 の暗^ IIを用いてデータを暗号化し、第 3暗号を作成する。

次に第 2 0図では第 2コンピュータ 9 1 0から受信した B| ^の復^ ϋの ルーチン をステップ 8 6 9で述べる。 まず、第 1コンピュータではステップ 8 6 9 aで、通信復 な場合は、 ステップ 8 6 9 bへ進み、 B C Aに通信用復^^あるかどうか をチェックし、 復号ィ な t 合は、 ステップ 8 6 9 cで R OM領勒、ら した喑 ^H/復号鍵の生成プログラムを用 L、てユーザ一のキー入力もしくは刮激発生器のデー 夕と R 0 M領 1 ^ヽら ¾した第 2 により一対の第 2 m^ / 2 \ を新たに «する。 ステップ 8 6 9 dで、 "第 2通 ifBi^ もしくは Zかつユーザーデ —タ" を B C Aに露 され dliffl ^ lと R OM領 ヽら して得た Bg^化ソフトを 用いて 化した第 4 B^"を作成する。 ステップ 8 6 9 eで、第 48 と、 ディスク識 別 もしくは zかつユーザーァドレスを、ディスクから して得た ァドレスの 第 2コンピュータに送信する。第 2コンピュータの処理としては、ステップ 8 6 9 fで、 第 4 とディスク識 Ijf gとユーザ一ァドレスを受 i tる。 ステップ 8 6 9 gでは、 復^!データベースから、 ディスク i ^tfigと対になつ di 復^ ¾を舰し、 これを 用いて第 4 Bf^を復号し、第 2通 Iffi^iの平文を得る。 ステップ 8 6 9 hで、第 2通

した第 5暗 号を第 1コンピュータへインターネット 9 0 8で送信する。 ステップ 8 6 9 iで、第 5 Β^· (とディスク I^IJIffg)を受信し前述の第 2通 復^ ϋと R OM領域に言 された 復^数を用いて復号し、前述のサーバーデータの平文を得る。 こうして、第 2 0図の ステップ 8 6 9の方式で、第 1、第 2コンピュータ間で双方向の暗^ i信が^!する。 第 2 1図のステップ 8 7 0では^ If^の受信ルーチンについて説明する。 ステップ 8 7 0 aで、 ^ltfgを する は、課^!信用の公開鍵ョ の第 3 Bg^|を第 2 コンピュータへ要求する。 ステップ 8 7 O bでは、第 2コンピュータ力く、第 3コンビュ —夕へ第 3 Β^ϋを要求する。やりとりのステップは省略するが、第 3コンピュータ 9 1 1は I Dと第 3暗^ を第 2コンピュータ 9 1 0へ送信する。 ステップ 8 7 0じで、 第 2コンピュータは I Dと第 3暗^!を受信し、 ステップ 8 7 0 eで、 第 3 B音^!を第

コンピュータへ送 f る。第 ιコン ピュー夕ではステップ 8 7 0 fで、第 7 Bg ^を受信し、 ステップ 8 7 0 gで、前述の第 2通tm^ lを用いて、受信した第 7 Bf ^を復号し、第 3 Bf^¾ (公開鍵関数の公開鍵） を得る。 ステップ 8 7 O hでは、 に応じて第 3 Β^ϋを HD Dに fi^Tる。 これは 次回の送信時に利用する。 ステップ 8 7 0 iで、 クレジッ卜力一ド番^決済用パスヮ 一ド等の機密 谪ぃ11^6を する場合は、 ステップ 8 7 0 jで第 3 Bt を用 いて、 ±1己^ f報を 8 化した第 8 を第 2コンピュータ経由で第 3コンピュータ へ送る。第 2コンピュータは、 ステップ 8 7 O kで第 8暗号を受信し、第 3コンビユー 夕へ再 fe¾する。第 3 B|¾の復^ ϋは金！ ^関である第 3コンピュータ 9 1 2しカ っ て t、な L、ため、第 2コンピュ一夕の電子商 は解読できな t、。第 3コンピュータでは ステップ 8 7 O mで、 Β^ϋデータベースからディスク等の識 IJ儲を用いて第 3 鍵に対応した第 3復^ ϋを探しだし、公開鍵 Β^·の確 ireある第 3復^ Iで第 8 を復号し、課^ flSの平文を得る。 ステップ 8 7 0 nでは、ユーザーの信用髓ゃ預金 残高等の金 ¾df^、ら、 ft^ U収できるかをチヱックし、 ステップ 8 7 O pでは、調 果を第 2コンピュー夕へ通 ¾ΓΤる。第 2コンピュータ t、わゆる電子商店はステツプ 8 7 0 qで餘の回収可 tfeO、どうかを判定して、不能と判 Sfi lば、 ステップ 8 7 0 r で、商品 ©¾WBi ^ソフトを復号する鍵の送付をしない。代金回収可能と判断した場 合、図 1 6のような ΙΙϋ供システムの場合、 ステップ 8 7 0 sへ進み、暗号ソフ卜の復 つまり商品をインターネット 9 0 8で、ユーザーの第 2コンピュータに送信する。 第 1コンピュータでは、 ステップ 8 7 0 tで、 ソフトの復^ ϋを受信して、 ステツ プ 8 7 0 uで η番目の^化ソフ卜の を解除して、 ステップ 8 7 0 wで、 ソフ卜の 平文を得る。 こうして、 コンテンツの ϋϋ^システム力 する。

この図 2 1のステップ 8 7 0の^:は! ¾^†f報という高いセキュリティ力く要求される 第 3 Β^ϋの公開鍵を第 3コンピュータつまり、金融 に、 に応じて要求し発行 させる。 B C Αに予め言 しておかなくてもよい。従って第 3 Β|¾||に R S A 2 0 4 8 の 2 5 6バイ卜のさらに強力な R S A系の を B C Aの容量を消費することなしに 用 L、ること力できると L、う効 ¾>ある。 さらに全てのディスクの B C Aに予め E ^る ^ m、ので、第 3 の発行総 IfcO沙なくなり、第 3 の演算に要するコン ピュータの CPUタイムが減る。 また、第 3Bt¾^'BCAにないため、公開されないた め、セキュリティ力 向上する。 この場合の BCAの翻は、第 19、 20図のよう に、 R S A 1024グレードの による秘¾1信ディスクの ^SlJlffBの Ϊ である。

B C Aディスク 1枚あれば、第 2コンピュ一夕との Bl^ii信が！ ^するため効果は高 、。 次に第 22図を用 t、て、 B C Aに通 !^ ϋと通 復^ ϋの双方を § した時の、 喑 ¾1信のステップ 872を説明する。 ステップ 872 gで、第 1コンピュータ 909で は B C Aから: ¾して得た通信 Bf^l ユーザーデータを Β|^·化した第 98 と、原盤 作成時に ROM領域に言 された^ ^1f ¾と、 BC A領域に言 されたディスク識 別 1tlSを第 2コンピュータ 910へ送^る。第 2コンピュータでは、 ステップ 872 bで、第 9

ステップ 872 cで、 復^ ϋデータベースからディスク HSi fSと対になっ^ を線し、第 9 を復号し、ユーザーデータの平文を得る。 ステップ 872 eで、ディスク識 Ijltfgに対 応した第 2Β^ϋを データベースから ilgljし、 この第 2Bg^でサーバ一データと 図 21で述べた手順で第 3コンピュータから受信した第 3暗^を暗号化した第 10暗 号を第 1コンピュータへ送信する。第 1コンピュータではステップ 872 で、第 10 0 ^を受信し、 ステップ 872 gで、 BCAに記録された前述の通信用第 2復号鍵を用 いて、受信した第 7 を復号し、サーバ一デ一夕と第 38t¾H (公開麵数の公開鍵） の平文を得る。 ステップ 872 hで ' に応じて第 301^1を HDDに る。 ステ ップ 872 iで課 ^lffgを入力する場合は、 ステップ 872 Jへ進み、第 3B ¾を用 I、て、 ±1己^ Iffgを^ ^化した第 83 を第 1 B| ^を第 2コンピュータ経由で第 3コ ンピュー夕へ送る。第 2コンピュータでは、 ステップ 872mで、第 11暗号を第 3コ ンピュ一夕へ再送信する。第 3コンピュータでは、 ステップ 872mで、第 3喑" ^デ 一夕ベースからディスク等の諳 情報と対になった第 3暗^!を探しだし、第 8暗号を 復号し、課^ It報の平文を得る。 ステップ 872 nでは、ユーザ一^ ^の課金回収の可能 性のチェックを行い、 ステップ 872 pで調 吉果を第 2コンピュータへ送财る。第 2コンピュータではステップ 872 qでユーザーカ 金の回 可 t¾5、どうかをチェッ クする。代金回収可能と判断した場合図 16のような鍵 システムの場合、 ステップ 872 sへ進み、暗号ソフトの復号键、つまり商品をィンターネッ卜でユーザ一の第 2 コンピュータに送 it"する。第 1コンピュータではステップ 872 tで暗号ソフトの復号 鍵を受信して、 ステップ 872 uで n番目の 化ソフ卜の を解除してステップ 8 72wでソフトの平文を得る。 こうして、 コンテンツの鍵 ¾^システムが H¾する。 第 22図のステップ 872の^;の効果の特長は、 Bg^ lと復^ の が B C A領 域に言 されて ヽるため、第 2コンピュー夕からの受信に な復^ Hや^ ϋの送信 力 ないという点である。 BCAの容量は默188バイトであるので、公開 H の ^"関数なら、 RSA512で 64ノ ィト 2ケで、 128パ'ィ卜で済むので できる。 RSA512にグレードの¾ ^向の B^ ¾河能となる。楕円関数なら第 7図に,^ Tし たように 7〜 8ケ収容できるため、効果はさらに高い。

第 23図を用いて、 BCAに第 1暗^ 1建と第 3暗^ ϋを予め記録した場合の動作と効 果について述べる。 なお、第 22図のステップ 872 a〜872wと第 23図のステツ プ 873 a~873wは、 ほぼ同じ構成なので違うステップだけを説明する。

まず、 ^lffR等の金 fetf!Bのセキュリティを守る第 3B^¾^'BC Aに されて いるので、 ステップ 873 eにおいて第 2、第 3コンピュータは第 3 の «と送 信は不要となる。。 ステップ 873 e、 873 f、 873 gにおいて第 12Β| ^の送受 信力 れる。 また、 ステップ 873 jにおいては BCA領 、ら第 3B|^ を 出 し、ユーザーの課^ If報を第 2コンピュータ経由で第 3コンピュータへ送る。第 23図 の方法は、第 3Β|¾の 、送受信が全く不要となるため、手 jlli^簡単になるという 効¾ ^ある。

さて、電子決済システムの場合、課金センタ一はクレジット開始や同様、通常、複数 個雜する。従って、 当^^開 ϋ ある第 3Bf^||は複数個 ίίΜ!となる。第 7図 （b) で説明したように R S ΑΒ^Ι数を使うと R S A 1024グレー卜以上つまり 128 ィ卜以 であるので、 B C Aの 188 卜には 1ケし力、第 3 B^H 817 bは入 らない。 しかし、近年登場した楕円関縣 Bf H (楕円 Β|^·) は/ J溶量で RSAと同等 のセキュリティ力 られる。近年では RSA関数の RSA 1024力金 ¾j†fffgのセキュ リティの最 となっている。 RS A関数だと 128バイト必要である力く、 同等のセ キユリティを得るのに、楕円 Β|^·であると、 20〜 22バイト ¾で良いといわれてい る。従って第 7図（c)に図示するように金融 tffgを取り扱う第 3暗号を複数ケ、最大 7〜8つ BCAに収容できる。楕円 Β| ^を使うことにより、職的に必須である碰の 金融センターに対応した、 BC Α応用の電子決済システムか する。第 3暗号に的を 絞って説明したが、第 ΙΗ^ϋの公開鍵に用いても、難の電子商店との間の高いセキ ュリティカ たれるため楕円暗号の効果は同様である。

次に第 24図を用いて、 図 10で説明した BCAを用いた RAMディスク

置に関して更に詳しく述べる。 1つの 例として 、わゆる Pay pe r V i ew システムにおける RAMディスクへの言 手順を述べる。 まず、 CATV会社等のソフ ト会社は 信器 883にお t、て、 映画ソフ卜等のコンテンツ 880を第 1 Bi^l 8 82を用いて第 1暗号器において Bf^化し、第 1B音号 900を生成し、各ユーザーの C A TVデコーダの如きデコーダ 886に送 i る。 デコーダ 886側ではネットワーク を介して鍵発行センター 884へ特定の番組の要求を送ると、鍵発行センター 884は、 特定のソフトでかつ特定のデコーダのシステム I D番号かつ特定の時間制限情報 903 に文 るスクランブリ^除キーの如き第 1復^ f報でカヽつ、 RAMディスクへの言 許 可カード 901が含まれて 、る第 1復^ If報 885 aを第 1デコーダ 886の第 1復号 部 887へ送信する。 第 1復号部 887はシステム ID888と第 1復号情報 885 a より、 第 lBf^900を復号し、 赚信号の場合は、 一旦デスクランブルされた信号が さらに別の Bf^"でコピー防 ihfflのスクランブルされた信¾ ^第 3 Bf^出力部 889力、ら 出力され、 -^TV899で、 元の TV信 コピー力"一ドされている力 4膽、できる。 ここで、 言 a^T可コード 901 a力 N Oの場合は、 R AMディスク 894に言 できな い。 しかし、 OKの場合は RAMディスク 894の 1枚に限り言 できる。 この方法を 説明する。

デコーダ 886では、 I C力一ド 902力 入され、 RAMレコーダの RAMディス ク 894の BCAを BCA#¾部 895力、^^取りディスク I D905力く I C力一ド 9 02に送られる。 I Cカード 902はディスク I C905とデコーダ 886から得た現 在の時間 1ffg904と K^ff可コード 901 aをチェックし、 第 38| ^出力部 889と ¾W向でシェイクハンド^:のコピーチエック 907を行、、 ^ΤΡ可コードとコピー チェックが〇Κなら I C力一ド 902の中の第 2副 Bf¾891は第 2Bf¾@906を 発 i Tる。 第 2Bf^ 890において、 第 3 BI ^は再 化されて特定の 1枚のディス クのディスク I Dでコンテンツ 880が ^化された第 2Β|^^¾^され、 RAMレコ ーダ 892に送られ 手段 893において 8— 15や 8—16¾ϋを用い、 第 1変調 部により^!され、 レーザにより、 RAMディスク 894の第 1言^ g域 894 aに第 2 912力、 される。 こうして、 RAMディスク 894のデ一夕は特定のデイス ク I Dの番号で 化されている。

次にこのディスクを通常の ¾手段 896で 信号を 8— 16麵の第 1翻部 8 96 aで するとコンテンツの第 2 Bf¾)出力される。 第 2復^ H897は « [の第 2復号键 898 a、 898 b, 898 cをもつ。 これは各 C AT V局等の番組 ^会社 毎に異なる各々の I Cカードの Bf^llに対応した復^ ϋをもつことになる。 この場合、 デコーダ 886もしくは I Cカード 902の復号 I^WSfgは 時に第 1 ΐ Ι^域 8 9 4 aに言 されている。 置では、 第 Ι Ε^ϋ域 8 9 4 aから復^ 情報 9 1 3をよみ出し、 復^ 手段 9 1 4により復号键 8 9 8 a〜8 9 8 zのうちからを 元に各々の に対応した、 第 2復^ 8 9 8 aを自動的に激尺し、 ディスク I D 9 0 5 aを一つの鍵として、 第 2 Bf ^は第 2復^ 8 9 7において復号される。特定の復 ¾ϋの入った I Cカードを用いてもよい。 i ^の場合 T V 8 9 9 aにてデスクランブル された正常な ^寻られる。

図 2 4のシステムでは、 各ユーザーの自宅のデコーダに挿入した I C力一ドにディス ク I D 9 0 5を送り、 画像データ等を B^f"化するので、 ソフト会社 8 8 3は各ユーザ一 に配財るコンテンツの 別にを る がない。 従って、衛 や C A T Vのように: のネ！ にペイパービューのスクランブゾ b«を ¾ ^する に、 各ュ 一ザ一毎に R AMディスク 1枚だけに言^ Tることを許可すること力できると t、う効果 がある。

図 2 4のシステムで 1枚のディスクに旨^ "Tると同時に、 2枚目つまり他のディスク 1 Dの RAMディスクに不正にコピーつまり言 しょうとすると B C Aの:^ 2層ディ スクを用いているのでディスク I Dを改ざんすること力くできないため、 同時間に 2枚目 のディスクへの不正コピーは防止される。次に別の時間帯に擬似的な言 可コード 9

0 1 aや第 3 をデコーダや I Cカードに送信し、特定のディスク I Dでデータは喑 号化されている。別のディスク I Dの R AMディスクに ΐΒ^Τることが考えられる。 こ うした不正行為にも、 I C力一ドの中のデコーダ時間 IffB a部 9 0 2が鍵発行センタ - 8 8 4の時間制限情報 9 0 3ゃコンテンッの時間情報の時間とデコーダの中の時間情 報部 9 0 4 aの の時間とを膽して、 時間カ^ ¾している力、をチヱックし、 O Kな ら I Cカード 9 0 2は第 2 Β^·演算器 9 9 0の暗号化を許可する。

この場合、 第 2 B ¾ 8 9 0と第 1復 8 8 7が双方向でチェックデータを交^ f るシェイクハンド方式の時間チ Xック ^ϊζΤ'もよい。 シユークハンド方式の場合、 I C力一ドを含む第 28 演 8 9 0と、第 1復^ 138 8 7と第 3暗号部 8 8 9は双方向で、 B ^データを確認しあう。 このためコンテンツの 送 «間と同一でな 、別の時間帯の不正コピーは防止される。

こうして各ユーザーのもつデコーダ 8 8 6においては世の中に 1枚し力 在しな ^ 定のディスク I Dの RAMディスク 8 9 4の 1枚のみに、 ソフ卜会社のコンテンツ力、'記 録される。 そして、 このディスクはどの RAMディスク 機でも できる。 図 2 4 の^;で R AMデイスクに §e^ る場合でもソフト会社の著 守られると言う効果 がある。

なお «の図の説明では、 エンコーダで暗号化、暗号デコーダで復号化を説明し たが、実際は C P Uの中のプログラムである暗号ァルゴリズム及び復号ァルゴリズムを 用いる。 の利用可難

このように、光ディスクの B C A領域に I Dや暗号の暗^！や復号键を予め雲 して おくことにより、 B ^化されたコンテンツの より簡単な手順で難する。 ま di信の^^職の きなしで翔する。 ネットワークチヱックプログラム をコンテンツに TOしておくことにより、 同一ネットワーク上の同一 I Dのソフトの複 数インストールを防止できる。 このようにセキュリティ向上の様々な効 ¾6ある。

Claims

請 求 の 範 囲

1 . 主情 fg^微小な凹凸であるピッ卜によって第 1変調方式で記録された光ディスクの 第 域の所定部分において、碰膜を報方向に長ぃ戯でかつ碰個、部分的 に除去することにより藤 1の変調^;と異なる第 2¾I ¾¾ 副^!^、 されて

I、る第 2言 e^s域を備えた光ディスクであつて、編己副^ fgに個々の光ディスクを asij するための第 1 Wtffc され、前 1識 IJ情報もしくは Zかつ所定の、。スヮ一 ドを用 、て魏可能となる不許可部分か 髓の中に K されて 、ることを髓と する光ディスク。

2. 光ディスクは、 mS tディスクであることを觀とする請求項 1 ¾の光デイス ク。

3 . 所定の ⁰スワードは、第 1の IJ儲を用いて所定の演算を行って求めることを特 徴とする請求項 1または 2記載の光ディスク。

4. 副 1ffgに個々の光ディスクを mSlJするための第 l liSl ISに加えて、 Bf^CDBf^H もしくは/力つ Bf の復^ ^してある請求項 1または 2言 «D光ディスク。

5. 第 1 として 8 - 1 6 ；^：を用い、第 2変調^:としてフェーズェンコ —ディング^^:を用いたことを とする請求項 1または 2言 の光ディスク。

6. 主 it ^"^小な凹凸であるピットによって第 1変調^ cfe^された光ディスクの 第 1 §舰域の所定部分において、顾膜を雜方向に長い^！犬でかつ碰個、部分的 に除去することにより編己第 1 と異なる第 2 ^:で副 jffg^ fi^されて Lヽ る第 2言^ g域を備えた光ディスクであって、 己副情報に個々の光ディスクを! ¾ ^す るための第 1 1』情報と B^"の もしくは Ζ力つ Β| ^の復^^ §2ϋされ、前記第 l ^儲もしくは Ζかつ所定のパスヮードを用いて使用可能となる不許可部分か前記 主髓の中に されている光ディスクを するステップと、前記副 1ffgより前記第 l識|』龍を するステップと、 riem 1繊 ij籠もしくは z力つ i ^定のノ、°スヮ 一ドとを用いて、 ili 許可部分を使用可能とし出力するステップを含むことを と するプログラム使用許可方式。

7. 所定のパスワードは、第 1の識1』情報を用いて所定の演算を行って求めることを特 徴とする請求項 6記載のプログラム 許可:^。

8. 主■が微小な凹凸であるピットによって第 1変調^:で § された光ディスク の第 域の所定部分において、碰膜を将方向に長い形4犬でか^ 個、部分 的に除去することにより編 1の と異なる第 2の変調^ T ij† g*、 さ れている第 2霧^ g域を備えた光ディスクであって、前記副 1ffgに個々の光ディスクを 靄 ϋするための第 1 ^t fci)ヽっ暗号の第 1暗^ ϋもしくは/力つ暗号の復^! してある光ディスクを、第 1コンピュータにおいて し、謂 s i識髓と輔己第

1の暗^!を編己副情報より読み出すステップと、前記第 1暗^ IIと暗号アルゴリズム を用 t、て第 1データを 化した第 1 を得るステップと、 m^M 1 ^^m^M ι コンピュータ c¾®信手 ヽらネットワークを介して、第 2コンピュータに送 j るステ ップを有するこ

9. B ^アルゴリズムを主 ヽら 出すことを觀とする、請棘 8載の Bl^ l信

1 0. 第 1コンピュータにおいて、光ディスクの第 1ΐ續 ヽら主髓を陋するス テップと、第 2 ヽら個々の光ディスクを するための第 1

の第 l Bf^lもしくは/力つ の復^!を含む副髓を するステップと、前記第 1コンピュータの第 1データを、 副情報の中の第 1喑 を用いて、 号アルゴリズム により ^化し第 1 ^を作成するステップと、特定の接続ァドレスの第 2コンビユー タへネットワークを介して し前記副 1ffKの中の第 1 と前言 13 を送信 するステップと、 2コンピュータにお I、て前記第 2識 lj情報と編 1 を受 Tるステップと、第 1復^!と第 1 ^j情報の対細係が欄されてし、る第 1復^! データベースより受信した前記第 1諳 ,に対応する暗号の復号 ITである第 1復号鍵 を ¾Rするステップと、 1復^!に基づいて、前言 を復号し、 t^ l データを得るステップを有することを■とする暗^ ϋίΙ^ίζ。

1 1 . 第 1コンピュータにおいて、 暗 键を生成する第 1暗号生成手段により第 2暗号 鍵と、編 2^ 2暗^と対をなす第 2復号鍵を^するステップと、 lufem iコンビュ 一夕にぉ ヽて第 1 Bl^lを用 Lヽて編己第 2 を ^"化した第 3 ^ を得るステップ と、嫌 3 B ^"を第 2コンピュータに送 iffるステップをもつことを髓とする請求 項 1

1 2 . 第 2コンピュータにおいて、受信した第 3 Bg^を第 1復^!を用いて復号し、第 2暗^!の平文を得るステップと、前記第 2暗^ IIで、第 2データを暗号化した第 4暗 号を得るステップと編 4 Bf^を第 1コンピュー夕に送 るステップを有すること ：とする言青求項 1 1

1 3. 公開 を含む副 m¾、ら、公開鍵系 の 2つ以上の もしくは/力、 つ復^ tを するステップにお 、て、前記 もしくは復 の鍵のうち少なくと も 1つは楕円関

1 4 . 副髓に第 2コンピュータの纖アドレス髓を含も ディスクを用いて、前記 副情!^ヽら編己赚ァドレスを触するステップを^;ことを键とする請棘 8記載

1 5 . 光ディスクの第 e ^域の言 にレーザー光を光学レンズを用いて照射る ことにより、主儲を第 で ¾11して言 £ ^る言 £ ^置において、 ΐ^Τる前 に第 2変調方式で第 1識別情報かつ暗号の第 1暗号鍵もしくはノかつ暗号の復号鍵 かΕϋされた第 2

もしくは Ζかつ第 1暗 と特定の 8 アルゴリズムを用 ヽて主情報を Bg^化した主 Bf を作成し、前 暗 号を賴 1の ^l域の言 層に編 £m 1の変調^ Τ' ^Τることを とする光 ディスク ΐ£ϋ¾置。

1 6. 第 1データか第 2 Bf アルゴリズムで Bi^"化された第 2 と、編 1データ を光ディスクに li "ることを許可する 可情報とを受娜で受信し、前記第 2暗 号を第 2復号手段により復号した第 2復^ If報を得るとともに、 演算手段にお L、て 編 2^2 Β| ^アルゴリズムと (i¾う第 1 B ^アルゴリズムと副 1f|gを用 Lヽて、 HUIS^ 2 復^ ffi?を^化した主 Β^·を生成し、 編己^f^可情 ある場合のみ光ディスクの

5 E¾の光ディスク記

1 7. 演難の入った I Cカードを し、編己 I Cカードに副 1f|Bのディスクを識 IJ する第 1識 ϋ情報を し、藤 1識! Itf!Sを前言 で演算し、演算結果を前記

1 Cカードより Β^·演算手段に させ、第 2復号信号を 化した主 を得て、前

ィスク言^ s 置。

1 8. 第 1データが第 1識 IJIffgを用いて、 手段により 化された主 Β^^'第 1 ^域に第 1 ：^ tr露 された光ディスクを光へッドと第 1 手段によりよみ 出すとともに、 ディスクの第 2露^ g域に第 2¾ ¾¾ された副情報を前 言 へッドと第 2¾H手段により ¾し、前記副情報の中の第 l mSWtfBもしくは前記 第 1識 IJ儘に特定の演算を行つた第 1副^ SWffgを用 t、て前言 を復号手段によ り復号することにより、！U ^ lデータを得ることを とする光ディスク 置。

1 9. 第 1復調手段の変 ¾11^：として 8— 1 6変復調方式を用い、第 2復調手段の復 調^:としてフェーズェンコ一ディング翻;^;を用いたことを籠とする請求項 1 8 の光ディスク 置。

2 0. 復号手段は nケの復^ ϋをもち、光ディスクの主情報より触した復^ 情 報に基づいて鶴己 nケのうち、特定の 1ケの復^!を舰することを髓とする請求項 1 8言^の光ディスク 置。

2 1. 第 1コンピューターをネッ卜ワークを介して特定のァドレスの第 2コンピュータ に するステップと、 副 1f gの中のディスクを I^IJするための第 1 gij情報を前記第 2コンピュータに送 i るステップと、前言 2コンピュータにおいて、 iie i繊 ij

IflSに特定の ^演算を行い、得たパスヮ一ドを前 K^ lコンピュータ一に送 るス テツプと、前記第 1コンピュータ一において前記パスヮー κと前記第 1識別職とを復 号演算部において演算を行い、得た第 2復号コ一ドを コーダに送るステップと、 編己 B| ^コーダか 2復号コ一ドを用 t、て、編 ディスクの主髓の中の不許 可部分^用可能とするステップをもつことを とする請?) ^6K|¾のプログラム使 用許可;^:。

2 2. 主†ff ^ 小な凹凸であるピットによって第 1変調方 ¾rc¾ された光ディスク の第 I ^ 域の所定部分において、励膜を部分的に除去することにより、 m^ i とは異なる第 2 で副 1f^、'重ね書きされて 、る第 2 域を備えた 光ディスクであつて、 歸己副† gに個々の光ディスクを ^するための第 1 ^i m

^してあるとともに、前 E±情報の中に第 1プログラムおよび前記第 1プログラムを 第 1コンピュータの中のハ一ドディスクにインストールするインストールプログラムと 通信プログラム力 <1 してある光ディスクを第 1コンピュータ力 するステップと、 編己副情報より前記第 1識別 を再生するステップと、前記第 1プログラムを ヽ —ドディスクにインストールするステップと、編 e^ i i^ij髓もしくは tU ^ i i^ij

†i¾に特定の演算を行った第 1畐 iJ ^ij情報を編 ヽ一ドディスクに雲 £11するステップと、 インストールした前 1プログラムの繊、 もしくは特定の動 ί憐に、 前 信プロ グラムは前 1諳 情報もしくは前記第 1副 itsij情報を、 前 m 1コンピュータにネ ットワークを介して接続された第 2コンピュータに送 i るステップ、 もしくは編己第 2コンピュータのハードディスクの中の第 1諳^！情報に対応する第 2諳 情報もしくは 第 2f¾glj†t|gに特定の演算を行った第 2副 i^Jtffgを編己ネッ卜ワークを介して、 チェ ックするステップと、

前arni 畐 IJI¾SIJ體と 2 U識 IJ漏の一 Ifc^あつた時には前 1プログラムの特定の動 作を制限、 もしくは特定の動作を追加するステップを含むことを とするプログラム の不正ィンストール検出^;。

2 3. 主 It fcd^ [小な凹凸であるピッ卜によって第 1変調方 ϊζ ·Εϋされた光ディスク の第 1言^!域の所定部分において、 膜を 方向に長く、力、つ裸眼では fffgをよ みとれな V 職に部分的に除去することにより、 fjism 1 ^ϋ^ϊζとは異なる第 2 変調方 ϊζΤかつ嫌 £i情報よりも低 t、言 度で副情 、'重ね書きされている第 2記録 領域を備えた光ディスクであって、 副 1ffgに個々の光ディスクを！^するための第

1識 yitifc& ^してあるとともに、編^;ディスクの第 1言^ s域の主 ttisの中に第

1デ一タカ、eiiされ、かつ、編 smi識!！髓と特定の対 係にあるデ一タカ滴品バ ド用リーダーでよみとれる商品バ ドとして印刷されていることを mとす る光ディスク。

24. 商品バ 一ドは光ディスクの陋面と 側の面に印刷されていることを髓 とする言青求項 2 3 の光ディスク。

2 5. 主 1f|fc^¾¾W、な凹凸であるピットによって第 1変調方式により記録された光ディ スクの第 1 ^域の所定部分において、碰膜を部分的に除去することにより、前記 第 1麵:^とは異なる第 2 ^で副 Iffg^重ね書きされてし、る第 2ΐ^Ι域を備 えた光ディスクであって、 副 に個々の光ディスクを itsijするための第 1 i^ij情報が 言 してあるとともに、前言 ^ディスクの第 I E^ 域の主 ttfgの中に を許可され TC、な 、不許可部分を含むとともに、 1識 ij髓もしくは前 ΐ£ΐ 1翻 ij髓と特 定の関係にある第 1副 sij情 、商品く ド用リ一ダ一で^^とり可能な 卜"が印刷された光ディスクから、第 1コンピュータにお! ^、て前記商品バーコ一ド用リ一 ダ一を用 t、て前記第 1 情報もしくは前記第 1副謅 情報を読みとるステップと、 前 la^ 1 もしくは iarn ι副 u情報をネッ卜ワークを介して、第 2コンピュー 夕に送 if"Tるステップと、前言 2コンピュータで、前記第 l mSlj髓に基づき、 Β|^· 演算を行 tヽ前雲环許可部分の使用を許可する許可 Iffgを作 るステップと、前記許可 tffgを編己第 1コンピュータへ送 m "るステップと、賴 丄コンピュータで編己許可 †f|gを印刷手段により、 用紙に印刷するステップを有することを難とする光ディスク 中の第 1データのプログラム使用許可方式。

2 6. 主情報カ^!小な凹凸であるピッ卜によって記録された光ディスクの第 l E^g域 の所定部分において、 S t膜を雜方向に長い職でか 個、部分的に除去するこ とにより編己ピット上に前 E±職と周« ^離できるような低 tヽ周纖帯域で副情報 を重ね書きした第 2言 fig^域を備えた光ディスクであって、編己副 に個々の光ディ スクを翻 ijするための第

ι識 u髓もしくは zかつ所定 のノぐスヮードを用いて TO可能となる不許可部分か m ittfSの中に言 されて t、るこ とを とする光ディスク。

2 7. 光ディスクは、 ½ディスクであることを とする請 ¾^2 6 B|¾の光デ イスク。

2 8. 所定のパスワードは、第 1の識 IJ體を用いて所定の演算を行って求めることを 特徴とする請求項 2 6または 2 7露¾¾の光ディスク。