JP2000207829A - 暗号化及びその解除方式 - Google Patents

暗号化及びその解除方式

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JP2000207829A
JP2000207829A JP11004754A JP475499A JP2000207829A JP 2000207829 A JP2000207829 A JP 2000207829A JP 11004754 A JP11004754 A JP 11004754A JP 475499 A JP475499 A JP 475499A JP 2000207829 A JP2000207829 A JP 2000207829A
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雅通 古川
Shigeo Tsunoda
重雄 角田
Toshito Uchiyama
俊人 内山
Akira Usui
章 臼井
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Abstract

(57)【要約】 【課題】 コンテンツの著作権を保護する為に、正規の
再生機では違法にコピーされたデータを再生しない様に
し、同時に不正な再生機では正規なデータでも再生出来
ないようにする。 【解決手段】 データを暗号化すると共にそのデータに
誤り訂正用コード（ＥＣＣ）を付加してＥＣＣブロック
を形成し、このＥＣＣブロックにその誤り訂正処理で訂
正されるノイズの範囲内でデータの暗号化の解読用のキ
ー情報を正規マークとして追加上書きし、再生時にこの
キー情報を抽出してデータを解読する。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】この発明は、ＣＤ、ＤＶＤ、
ＤＡＴ、ＭＤ、放送系のメディア（ＣＳ）等において、
不正な記録や再生を効果的に防止することができるよう
にした暗号化及びその解除方式に関する。
【０００２】
【従来の技術】従来より、この種の音楽、映像メディア
の著作権保護の為に、電子透かし、機器相互の認証、暗
号化等、色々な方式が考案されているが、いずれの方式
もその技術単独では十分な効果を発揮することが出来な
い。一方、この種の関連技術として正規マーク（Compli
ant Mark）と信号の暗号化が有る。メディア上のデータ
が正規の（Compliantな）レコーダーで記録されたこと
を伝える手段が有れば違法に記録されたディスクを正規
の再生機では排除することが出来る。この伝達手段とし
て正規マークが使用される。又、信号を暗号化する方式
は、違法な機器（Non Compliant）で再生出来ない様に
する一般的な手法である。以下、これら正規マークと暗
号化について説明する。
【０００３】（１）正規マーク（Compliant Mark） メディアに記録するデータの記録密度を上げると、メデ
ィアに間違った信号が書き込まれたり、再生時誤って読
み取ったりするので、一般に記録メディアでは、誤り訂
正の為の信号を追加して正しいデータを得られる様にす
るエラー訂正システムが使用される（ＥＣＣ：Error Co
rrection Code）。この様なシステムではデータに冗長
度が有るので、その部分に機器認証の為の情報や暗号化
のキイを乗せる事が出来る。この様に機能しているシス
テムにおいては、誤り訂正処理が行われた記録（又は伝
送）信号に対して、秘密のデータを上書きすると、この
上書きされた信号は総て誤り信号となる。この秘密のデ
ータが加えられた信号を再生（受信）して、正規の誤り
訂正処理を行うと、この追加された信号は総て訂正され
て消失してしまう。誤り訂正処理の途中では、この信号
を取り出すことは出来るが、訂正後の出力信号にはこの
追加された信号は現れない。この様にすると、外部には
見えない情報として秘密のデータを送ることが出来、こ
の秘密のデータを正規マークとして利用する方式が考え
られている。具体的には、メディアに記録した機器が正
規のコンテンツ側から認証された機器の場合、この秘密
のデータとして認証の為の記号を入れておく。再生（受
信）時には、この記号を検出して、認証されているもの
である事が確認出来れば再生（受信）を行い、それ以外
の場合再生（受信）を中止して違法なディクスの普及を
防止する事が考えられている。
【０００４】（２）暗号化（Encryption） メディアにデータを記録（送信）する時、正規の再生機
（受信機）でしか再生(受信)出来ない様にデータを暗号
化して記録する事も考えられている。コンテンツの保護
としては極めて有効であるが、この方式の場合、暗号を
解く為のキーの伝送方法が問題となる。データと同じ形
で一緒に送るのでは、見つけ出されて直ぐ解読されてし
まう。このため、クローズドなシステムで使用する場合
はデータと別ルートでキーを送って解読を不可能にする
ことがなされている。
【０００５】
【発明が解決しようとする課題】しかしながら、上述し
た正規マークを用いた認証方式の場合、正規な再生機で
正規マークのない不正なメディアを再生することはでき
ないが、不正な再生機で不正な認証を与えることでデー
タの再生を可能にすることは比較的容易である。また、
従来の暗号化方式では、解読用のキーの伝送方法が問題
であり、クローズドなシステムではキーを別ルートで転
送すれば良いが、ＣＤの様なコンシューマ市場で使用さ
れる機器ではこの方法をとることができない。
【０００６】この発明は、このような問題点に鑑みなさ
れたもので、コンテンツの著作権を保護する為に、正規
の再生機では違法にコピーされたデータを再生しない様
にし、同時に不正な再生機では正規なデータでも再生出
来ない様にすることができる暗号化及びその解除方式を
提供することを目的とする。
【０００７】
【課題を解決するための手段】この発明に係る暗号化方
式は、データを記録する際に、これを暗号化すると共に
そのデータに誤り訂正用コードを付加してデータブロッ
クを形成し、このデータブロックにその誤り訂正処理で
訂正可能なノイズの範囲内で前記データの暗号化の解読
用のキー情報と正規な装置で記録されたことを証明する
正規マークとを追加上書きし、再生時にこのキー情報を
抽出して前記データを解読できるようにしておくことを
特徴とする。
【０００８】また、この発明に係る暗号化方式は、ラン
ダムに発生されたセッションキーから生成された実行キ
ーによってデータを暗号化したのち、この暗号化された
データにエラー訂正用コードを付加してデータブロック
を形成し、このデータブロックにその誤り訂正処理で訂
正可能なノイズの範囲内で前記セッションキーを正規マ
ークとして追加上書きするようにしたことを特徴とす
る。
【０００９】この発明に係る暗号化解除方式は、記録す
べきデータを暗号化すると共にそのデータに誤り訂正用
コードを付加してデータブロックを形成し、このデータ
ブロックにその誤り訂正処理で訂正可能なノイズの範囲
内で前記データの暗号化の解読用のキー情報と正規な装
置で記録されたことを証明する正規マークとが追加上書
きされたデータの暗号化の解除に必要な情報を与えられ
た正規な再生装置において、機器ＩＤ及び専用関数群を
含む情報が与えられていて、これらの情報によって記録
されている正規マークから暗号化解読のための実行キー
を再生し、これを用いて暗号化されて記録された信号を
解除することを特徴とする。
【００１０】また、この発明に係る暗号化解除方式は、
ランダムに発生されたセッションキーから生成された実
行キーによってデータを暗号化したのち、この暗号化さ
れたデータにエラー訂正用コードを付加してデータブロ
ックを形成し、このデータブロックにその誤り訂正処理
で訂正可能なノイズの範囲内で前記セッションキーをキ
ー情報として直接又は暗号化して追加上書きしてなるデ
ータあって、前記データブロックが、複数バイトのデー
タ行列からなるユーザデータと、このユーザデータの行
方向の誤り訂正を行う第１のパリティ情報及び前記ユー
ザデータの列方向の誤り訂正を行う第２のパリティ情報
からなる誤り訂正コードとを含むデータの暗号化を解除
する暗号化解除方式であって、前記セッションキー又は
暗号化されたセッションキーは、前記データブロックの
行方向及び列方向にそれぞれ最大でも１バイトとなるよ
うに配置されたものであり、前記データブロックに追加
上書きされたセッションキー又は暗号化されたセッショ
ンキー情報を、再生時に一列のデータ行又は一行のデー
タ列に並べ直して誤り訂正処理することを特徴とする。
【００１１】この発明によれば、データは暗号化され、
データを解読するためのキー情報が正規マークとして、
誤り訂正の単位となるデータブロックに上書きされてい
るので、再生によって得られるデータには、上記正規マ
ークが現れず、この結果、違法にコピーされたデータに
は正規マークが含まれていないため、正規の再生機で再
生することができない。また、不正な再生機では、暗号
化されたデータを解読することができないので、やはり
再生することができない。そして、この発明によれば、
暗号化解除のためのキー情報がデータ上に上書きされて
いるので、キーの配信も容易になる。
【００１２】キー情報は、暗号化されてデータに上書き
されることにより、キー情報の秘密性を更に高めること
ができる。キー情報の暗号化に記録媒体のＩＤ情報を用
いると、キー情報がその記録媒体からしか読み出せなく
なるので、bit to bitの違法コピーを更に効果的に防止
することができる。
【００１３】データブロックにキー情報を追加上書きす
るとき、データブロックの行方向及び列方向にそれぞれ
最大でも１バイトとなるようにキー情報を配置すれば、
本来の伝送すべきデータに対する誤り訂正能力を殆ど低
下させないでも済ませることができる。この場合、キー
情報をキーデータとその誤り訂正用のキーパリティとに
より構成し、データブロックに追加上書きされたキー情
報を、再生時に一列のデータ行又は一行のデータ列に並
べ直して誤り訂正処理することにより、追加したキー情
報についても正規の誤り訂正処理によって常に正しく抽
出することが可能になる。また、キー情報はデータブロ
ックの行及び列の少なくとも一方の方向に飛び飛びに追
加上書きされ、再生時にキー情報を一列のデータ行又は
一行のデータ列として並べ直すときに、キー情報とキー
情報との間を既知の値（例えば0000 0000）で補間して
誤り訂正すると、通常の誤り訂正処理を利用することが
可能になる。
【００１４】更に、キーデータの少なくとも一部をパリ
ティ情報の記録領域に上書きし、キーパリティの少なく
とも一部をパリティ情報の記録領域以外の領域に上書き
するようにすれば、誤り訂正処理済みのデータと元のデ
ータとを比較しても、キーデータが見えることはなく、
より秘密性が高まる。
【００１５】
【発明の実施の形態】以下、図面を参照して、この発明
の好ましい実施の形態について説明する。図１は、この
発明の一実施例に係る光ディスクレコーダの構成を示す
ブロック図である。信号源１から出力された、記録すべ
き音楽信号、映像信号等のデータは、暗号化部２で所定
の暗号化アルゴリズムに従って暗号化され、ＥＣＣエン
コーダ３に供給される。ＥＣＣエンコーダ３では、暗号
化されたデータにエラー訂正コードを付加して１％程度
の読み取りエラーに耐え得るデータブロックとする。以
下、このデータブロックをＥＣＣブロックと呼ぶ。ＥＣ
Ｃブロックは、複数のセクタに分割されて変調器４で、
８→１６（ＤＶＤ）、８→１４（ＣＤ）等の変調処理が
施され、ピックアップ５を介して光ディスク６に記録さ
れる。
【００１６】以上は、通常のメディアへの記録の流れで
あるが、このシステムでは、エラー訂正コードが付加さ
れたＥＣＣブロックにキー情報を上書きするようにして
いる。即ち、ライセンス発行機関から提供された認証用
の共通情報７と後述するセッションキーとに基づいて、
実行キー生成部８が暗号化のための実行キーを生成す
る。セッションキーとしては、乱数等を使用する。これ
はセッションキー生成部９で生成される。生成されたセ
ッションキーは、キー暗号化部１２で暗号化される。即
ち、ピックアップの出力から光ディスク６に埋め込まれ
たディスクＩＤをディスクＩＤ検出部１０で検出する。
このディスクＩＤとライセンス発行機関から提供された
機器ＩＤ１１及び共通情報７の一部として与えられた専
用関数に基づいて暗号化／復号化のための関数値が関数
値生成部１５で生成され、この関数値に基づいてキー暗
号化部１２でセッションキーが暗号化される。暗号化さ
れたセッションキーは、ＥＣＣ２エンコーダでキーパリ
ティが付加される。このキーデータとキーパリティとが
選択器（セレクタ）１４によってＥＣＣブロックに追加
上書き（置き換え）される。
【００１７】図２は、この発明の実施例に係る光ディス
クプレーヤの構成を示すブロック図である。ＥＣＣブロ
ックに暗号化解除のためのキー情報が追加上書きされた
光ディスク２１に記録されているデータは、ピックアッ
プ２２で読み取られ、復調器２３で、１６→８（ＤＶ
Ｄ）、１４→８（ＣＤ）等の復調処理がなされたのち、
ＥＣＣデコーダ２４で誤り訂正され、解読部２５に送ら
れる。この段階のデータには、誤り訂正処理によって既
にキー情報は消失している。解読部２５は、暗号化され
ているデータを、後述する手順で復号された実行キーに
よって解読する。解読されたデータは、ＭＰＥＧデコー
ダ等の信号処理回路に供給されて所定の再生処理に供さ
れる。
【００１８】ピックアップ２２からの出力には、ディス
クＩＤ情報が含まれているので、ディスクＩＤ検出部２
７で、これを検出する。このディスクＩＤは、ライセン
ス発行機関から提供されている機器ＩＤ２８と共通情報
３４として与えられた専用関数と共に関数値生成部３３
に供給され、ここで暗号化解読のための関数値が求めら
れる。また、キー情報検出部２９は、ＥＣＣデコーダ２
４で処理されるＥＣＣブロックに上書きされたキー情報
を検出してエラー訂正を行う。但し、エラー訂正は、通
常のＤＶＤデータと同様にＥＣＣデコーダ２４で行うこ
ともできる。検出されたキー情報は、セッションキー復
号部３０で関数値に基づいて復号される。復号されたセ
ッションキーは、実行キー生成部３１に与えられ、この
セッションキーと共通情報３４の一部とに基づいて暗号
解読のための実行キーが生成される。また、復号された
セッションキーは、プレーヤーコントロールＣＰＵ３２
にも供給され、再生のための各種の制御を可能にする。
【００１９】次にこのように構成されたレコーダ及びプ
レーヤによる暗号化及びその解除の処理を説明する。図
３は、ＥＣＣエンコーダ３によって生成されるＥＣＣブ
ロック（但し、ＤＶＤの場合）の詳細を示した図であ
る。データ（ユーザ・データ）は、行方向に１７２バイ
ト、列方向に１９２行の３３０２４バイトから構成され
ている。そして、行方向の１７２バイトのデータに対し
て１０バイトのパリティデータＰＩが付加され、列方向
の１９２行のデータに対して１６行のパリティデータＰ
Ｏが付加されて１つのＥＣＣブロックを構成している。
記録に際しては、これらＥＣＣブロックが１６個のセク
タに分割されて記録される。各セクタは、図３に示す各
領域がそれぞれ１６分割され、１７２（＝９１＋８１）
バイト×１２行のデータＤＡＴＡと、１７２バイト×１
行のパリティデータＰＯと、１０バイト×１３行のパリ
ティデータＰＩから構成され、これに２バイト×１３行
×２の再同期信号を追加して全体で２４１８バイトから
構成される。
【００２０】各セクタのデータＤＡＴＡの部分にのみ着
目すると、図４に示すように、ＤＶＤにおけるセクタ
は、４バイトのＩＤデータ（ＩＤ）と２バイトのＩＤ誤
り検出コード（ＩＥＤ）、６バイトのコピー管理情報
（ＣＰＲ＿ＭＡＩ）、２０４８バイトのメインデータ(M
ain Data)、４バイトのセクタ誤り検出コード（ＥＤ
Ｃ）から成る２０６４バイトで構成されている。なお、
ＤＶＤにおけるＥＣＣブロックは、１６セクタ分に対し
て積符号の形でＥＣＣエンコードをかけ、さらにインタ
ーリーブを行っている。セクタでは、２０４８バイトの
メインデータに対してＥＣＣブロック単位で同一のスク
ランブルがかけられている。スクランブル処理は、１５
ビットのＬＦＳＲ(Linear Feedback Shift Register)の
下位８ビットと８ビットのデータをＥＸＯＲ（排他論理
和）することにより行う。なお、ＬＦＳＲの多項式は、
Ｘ15＋Ｘ11＋１ である。このとき１５ビットのＬＦＳ
Ｒの初期プリセット値は、ＩＤのbit7-bit4の値をもと
に決めている。
【００２１】図５は、このようなＥＣＣブロックにキー
情報を追加上書きした状態を示した図である。この例の
ようにキー情報は、例えばＫ１〜Ｋ１５６の１５６バイ
トのキーデータと、これらキーデータに対して行方向の
誤り訂正を行う１０バイトのキーパリティＰＩ１〜ＰＩ
１０と、列方向の誤り訂正を行う１６バイトのキーパリ
ティＰＯ１〜ＰＯ１６から構成される。これらキーデー
タ及びキーパリティは、ＥＣＣによる誤り訂正能力を低
下させないように、行方向及び列方向にそれぞれ最大１
個までとなるように挿入する。また、図４に示したＤＶ
Ｄのデータフレームにおける先頭のＩＤ，ＩＥＤ，ＣＰ
Ｒ＿ＭＡＩ，及び末尾のＥＤＣデータに混入するのを避
けて配置する方が好ましい（図５では、Ｋ１５６がＥＤ
Ｃデータの位置に記録されているが、この位置は避けた
方が良い。）。
【００２２】パリティデータＰＩ１〜１０，ＰＯ１〜１
６はＤＶＤのパリティ生成用の生成多項式の剰余として
付加される。誤り訂正は、図５の（１）に垂直にキーデ
ータ及びキーパリティを混入した位置から、コピーして
ＤＶＤと同じＰＩデコード方法で誤り訂正を行い、
（２）にコピーする。この時、１８２シンボル中キーデ
ータ及びキーパリティが存在していないシンボルデータ
は、固定値（たとえば‘０’）を埋める。このデータ列
にキーパリティＰＯを追加して、同様にＤＶＤ ＰＯデ
コーダと同じ方法で誤り訂正を行う。この時、２０８シ
ンボル中キーデータ及びキーパリティが存在していない
シンボルデータは、固定値（たとえば‘０’）を埋め
る。この方法によって、ＤＶＤのデータ中に、ノイズデ
ータとして混入されたキーデータの誤り訂正にＤＶＤと
同じデコーダを使用することが可能となる。
【００２３】上記の方法は１つの方法であるが、この方
法によれば、ＤＶＤデコーダ訂正無しの状態で読み出す
とノイズデータとしてキーデータを読み出すことが可能
となる。このため、より好ましい態様においては、キー
データのうちの２６個の記録位置をキーパリティデータ
の記録位置と入れ替える。これを図６に示す。この方法
では、誤り訂正を行う際に、キーデータとキーパリティ
の入れ替えを行ってから訂正を行う。入れ替えられたキ
ーデータは、訂正無しでたとえデータ（１７２×１９２
領域）が読み出されたとしても、訂正用キーパリティ
（ＰＩ１〜１０，ＰＯ１〜１６）が読み出せないとする
と、ＰＩ訂正、ＰＯ訂正共に、２６シンボルの消失が起
こったことになり、誤り訂正によるキーデータの復号は
困難である。このため、キーデータは読み出せないこと
になる。
【００２４】キーデータが１ＥＣＣブロック当たり１５
６個も必要ない場合、特定のＥＣＣブロックについては
Ｋ１〜Ｋ１５６のキーデータの混入を行わないこともで
きる。その際、誤り訂正時は、上記キーデータが無い所
と同じように固定値（たとえば‘０’）を埋めて、ＥＣ
Ｃデコード（ＰＩ、ＰＯ付加）、エンコード（誤り訂
正）を行う。
【００２５】実際の応用実施例としてバーストエラーの
発生を考慮すると、近接した行にキーデータを混入する
ことをできるだけ避けたほうが良い。たとえば、ＤＶＤ
の場合、データフレーム１２行に１行のパリティＰＯが
付く様に配置されるため、１３行目ごとに１行分のキー
データもしくはキーパリティが混入される。即ち、ＰＯ
パリティ部分は必ず１個のキーデータもしくはキーパリ
ティを混入され、ＤＶＤのルールに従って１２行に１行
挿入される。
【００２６】１２行に２個のキーデータもしくはキーパ
リティを混入させて４行ごとに１個のキーデータもしく
はキーパリティを混入させるようにした結果が図７であ
る。混入するキーデータもしくはキーパリティは全部で
４８個となる。キーデータもしくはキーパリティが無い
部分は固定値（たとえば‘０’）を埋めてパリティ生成
及び誤り訂正を行う。ここで、キーデータをＫＡ１〜Ｋ
Ａ６，ＫＤ１〜ＫＤ１６に分けてあるのは、ＫＡ１〜Ｋ
Ａ６をコントロールデータ（アドレス等）、ＫＤ１〜Ｋ
Ｄ１６をキーデータとするためである。コントロールデ
ータの例を図８に示す。ＫＡ１のビット０にＤＳを設定
し、ＤＳ＝‘０’のときは、ＫＤ１〜ＫＤ１６を暗号化
されたセッションキーデータとし、ＤＳ＝‘１’のとき
は、ＫＤ１〜ＫＤ１６を暗号化された機器ＩＤデータ及
びディスクＩＤとする。
【００２７】誤り訂正の方法は前の例と同様に、（１）
に垂直に、キーデータ及びキーパリティＰＩ０〜ＰＩ１
０を混入した位置からコピーして、ＤＶＤと同じＰＩデ
コード方法で誤り訂正を行い（このときＰＯ１〜ＰＯ１
６は‘０’とする）、（２）にコピーする。その際、Ｋ
Ｄ１〜ＫＤ１６とＰＯ１〜ＰＯ１６の入れ替えを行う。
このデータ列にキーパリティＰＯを追加して、同様にＤ
ＶＤのＰＯデコーダと同じ方法で誤り訂正を行う。訂正
された、ＫＡ１〜ＫＡ６，ＫＤ１〜ＫＤ１６をキーデー
タとして使用する。
【００２８】リードソロモン符号のパリティ生成の方法
は、ＤＶＤと同様である。即ちキーデータ（間を‘０’
で埋めて）、ＰＯパリティ側のデータを上から、Ａ０〜
Ａ２０７とすると、剰余Ｒ（Ｘ）は
【００２９】
【数１】
【００３０】同様に、キーデータ（間を‘０’で埋め
て）、ＰＩパリティ側のデータを上から、Ｂ０〜Ｂ１８
１とすると、剰余Ｒ（Ｘ）は、
【００３１】
【数２】
【００３２】なお、数１，２において、αを生成する原
始多項式は、下記数３のようになる。
【００３３】
【数３】P(x)= x8+ x 4+ x 3+ x 2+ 1
【００３４】次に、機器及びディスクの認証について説
明する。このケースのように、 ・１対１の機器認証でない。 ・ネットワークでつながるなどの相互データ通信手段が
期待できない。 ・メディアを介しての１方向での情報伝達手段しかな
い。 という状態では、厳密な意味での機器ＩＤの認証とはな
らず、グループＩＤの認証というレベルになる。ちょう
ど市販のＣＤ−ＲＯＭのＩＤ番号入力に相当するレベル
で、検証用の関数を秘密にしても、それが解読されると
暗号化は強度的にはそう高いものにはならない。認証の
ためにライセンス発行機関から提供するものとして、 ・機器ID ・検証用の関数 等が必要になる。
【００３５】機器ＩＤとしては、例えば16桁の数字を用
い、種類は1,000,000,000通りくらいを想定する。検証
用の関数としては、ＭＤ５やＳＨＡ−１などのmessage
digest関数を応用し、演算結果（ＭＤ５は128bits、Ｓ
ＨＡ−１は160bits）に対してビット操作などの加工を
したものが考えられる。自分の機器ＩＤをMa、メディア
から検出した機器ＩＤをＭbとしたとき、
【００３６】
【数４】Ｆ（Ma、Ｍb）=C（Ｃは定数）
【００３７】を判定条件とすることになる。ただし、実
体は、Ｇ（Ma）=Ｇ(Ｍb)=Ｃ のような関数Ｇが存在す
る。また認証用に機器ＩＤデータを含めて伝達できない
場合は、この関数Ｆ'をキーの暗号化／復号化に利用す
ることで代用することになる。
【００３８】次に暗号化方式について説明する。よく使
われる離散対数演算をベースにした方式を例にとると、
ライセンス発行機関から提供するものとして、 ・大きな素数 n （例えば10進300桁、1024bitsくら
い） ・生成元 g （ g ^ (n - 1) = 1 ） を共通情報として与える。原理は下記式を用い、
【００３９】
【数５】y = g ^ x （法を n として）
【００４０】x から y は簡単に求められるが、逆に y
から x は n が大きくなると難しいという性質を利用す
る。生成元 g により、1..(n - 1) までのすべての正整
数の一方向転置が可能になる。乱数 r を発生させ（g
と r は、 n 未満の正整数）これをセッションキーとす
る。r をもとに実行キーを生成するには、
【００４１】
【数６】ｙ0 = g ^ r
【００４２】により１０２４ビットの実行キーが得られ
るので、これをそのまま使っても良い。もし１０２４ビ
ット（＝１２８バイト）の整数倍のデータが必要なら
ば、さらに
【００４３】
【数７】ｙ1= g ^ ｙ0 ｙ2= g ^ ｙ1
【００４４】のようにしてデータを生成することができ
る。また他に r をもとにビットストリーム(S)を生成さ
せる方法としては、次の方法が考えられる。即ち、ｙ0
= g ^ r を求め、y0 が n * 1/2 より大なら S(0)=1、
そうでないなら S(0)=0 とする。同様に、y1 = g ^ y0
を求め、y1 が n * 1/2 より大なら S(1)=1、そうでな
いなら S(1)=0 とする。以下同様にビットストリームが
生成できる。
【００４５】この最初の５６ビットを使ってＤＥＳ（ま
たは１１２ｂビットを使って triple ＤＥＳ）をデータ
の６４ビット毎にかけていくことも可能である。要は、
n とg を共通情報として、r を相手に渡せればいいとい
うことになる。ここで最初の乱数 r は、１２８ビット
としても n が大きければ、問題にはならないと考えら
れる。離散対数演算の他にも、楕円曲線を用いる暗号化
方式も考えられる。
【００４６】ＥＣＣ２に含ませるデータとしては、
（１）暗号化されたセッションキー、機器ＩＤ、ディス
クＩＤを使う。（２）暗号化されたセッションキー、機
器ＩＤを使う。（３）暗号化されたセッションキーを使
う。の３通りが考えられる。各ケースでは、埋め込むキ
ーの長さ、認証の方法と精度が違ってくる。
【００４７】セッションキーはいずれのケースでも、何
らかの形で機器ＩＤ、ディスクＩＤを使って暗号化／復
号化されることを想定している。（２）と（３）では、
もしも誤ってセッションキーが復号された場合には、デ
ータ自体の復号も滅茶苦茶になる。ただしこの場合でも
復号の過程でＥＤＣエラーが発生するので、誤って異常
再生される可能性はほとんどないと考えられる。埋め込
むキーの長さに例えば３２バイト程度とれれば、 ・暗号化されたセッションキー：１２８ビット ・暗号化された機器ＩＤ ： ６４ビット（数字１６
桁） ・暗号化されたディスクＩＤ ： ６４ビット（数字１
６桁） のようにすることが可能である。暗号化された実行キー
については、解読を難しくするためにも、一定時間ごと
に変更していくほうが望ましい。
【００４８】もしも複数のＥＣＣブロックを使って暗号
／復号化することが可能であれば、第１ブロックに１２
８ビットの暗号化されたセッションキー、第２ブロック
に各６４ビットの暗号化された機器ＩＤとディスクＩＤ
を含めることが可能である。どうしても単独ＥＣＣブロ
ック内で暗号／復号化を完結させる場合は、機器ＩＤと
ディスクＩＤで暗号化されたセッションキー（１２８ビ
ット）を使い、復号化は正しいと想定されるデータ、即
ち自分の機器ＩＤと読み出したディスクＩＤを用いて行
い、データ自体の復号化を行って、その結果、ＥＤＣエ
ラーが発生するかどうかで判断することになる。
【００４９】データの暗号化（Encryption）は、例えば
ＥＣＣブロック単位でデータにスクランブルをかけるこ
とにより行う。データの暗号化は、ＤＶＤとしての正規
のスクランブル処理におけるスクランブルの初期プリセ
ット値に、暗号化実行キーをＥＸＯＲした値を新たなス
クランブル初期プリセット値としてスクランブル処理す
ることにより行う。また、データの暗号化解除（Decryp
tion）は、ＥＣＣブロック単位でデータにスクランブル
の解除を施すことにより行う。スクランブルの解除は、
暗号化の際のスクランブル処理と同じ処理を行い、これ
により暗号化されたデータは暗号化する前のデータに戻
る。このスクランブル処理によるデータの暗号化解除が
正しく行われたかの判定は、セクタの誤り検出コード
（ＥＤＣ）を検査することにより行うことができる。
【００５０】次に、上述したシステムを使用したより具
体的な暗号化及び暗号化解除処理について説明する。こ
こでは単独ＥＣＣブロック内での暗号化／復号化を例に
とる。ライセンス発行機関より提供する情報が、次のよ
うな情報であるとする。
【００５１】（１）共通情報 n 大きな素数、1024bits g 生成元、n 未満の正整数 H セッションキーの暗号化／復号化のための専用Hash
関数 入力パラメータ： 機器ＩＤ、ディスクＩＤ 出力値： 128bits R セッションキー生成のための乱数生成関数 入力パラメータ： systemTime、ディスクＩＤ 出力値： 128bits
【００５２】（２）機器毎に発行する情報 M 機器ＩＤ、１０進１６桁 以下の例では、書き込み側：Ma、読み出し側：Mbとする
【００５３】（３）メディア毎に特別に埋め込まれる情
報 Ｄ ディスクＩＤ、１０進１６桁 以下の例では、書き込み側：Ｄa、読み出し側：Ｄbとす
る。もちろん正しい場合は、Da = Dbとなる。
【００５４】図９は、図１に示したレコーダの書き込み
処理手順を示している。まず、ディスクＩＤを検出する
（Ｓ１）。続いて専用Hash関数 Hより、Hash値Ｈｓ（12
8bits）をＨｓ = Ｈ（Ｍａ，Ｄａ）により生成する（Ｓ
２）。次に現在のsystemTime（＝Ｔｍ）を求める（Ｓ
３）。乱数生成関数Ｒ（Ｄａ，Ｔｍ）より、セッション
キーＲｓ（128bits）を、Ｒｓ = Ｒ（Ｄａ，Ｔｍ）によ
り生成する（Ｓ４）。続いて、ＲｓとＨｓとのＥＸＯＲ
をとり、配送用のキー情報Ｅｓ（ =Rs XOR Hs: 128bit
s)を生成する（Ｓ５）。また、Ｙ = g ^ Rs （法を n
として）により、実行キーＹ（1024bits）を生成する
（Ｓ６）。実行キーＹを用いてデータをスクランブルす
る（Ｓ７）。得られたＥＣＣブロックに配送用のキー情
報Ｅｓ(128bits)を、ＥＣＣ２として埋め込む（Ｓ
８）。一定時間経過するまでは、各セクターに対してス
テップＳ７，Ｓ８を繰り返す。一定時間が経過したら、
再度現在のsystemTime（＝Ｔｍ）を求めてセッションキ
ーＲｓを更新する（Ｓ９）。
【００５５】図１０は、図２に示したプレーヤの読み出
し処理手順を示している。まず、ディスクＩＤ（＝Ｄ
b）を求める（Ｓ１１）。次に専用Hash関数 Hより、Has
h値Ｈｓ（128bits）をＨｓ= Ｈ（Ｍｂ，Ｄｂ）により生
成する（Ｓ１２）。配送されたキー情報Ｅｓ(128bits)
を読み出す（Ｓ１３）。ＥｓとＨｓとのＥＸＯＲをと
り、セッションキーＲｓ（128bits）をＲs = Ｅs EXOR
Hsにより生成する（Ｓ１４）。Ｙ = g ^ Rs （法を n
として）により、実行キーＹ（1024bits）を生成する
（Ｓ１５）。Ｙを用いてデータをデスクランブルする
（Ｓ１６）。最後にＥＤＣ（セクター誤り検出コード）
を検査し（Ｓ１７）、正常であれば再生する（Ｓ１
８）。エラーがあればエラー処理ルーチンに行く（Ｓ１
９）。以下、ステップＳ１３以降を繰り返す。
【００５６】なお、上記実施例では、スクランブル初期
プリセット値に暗号化実行キー１５ビットをＥＸＯＲし
ているがこれでは不足の場合もある。４０ビット以下の
キー長は暗号処理技術の分野では、実効あるものとし
て認められ難くなりつつある。即ち、スクランブルの方
式がクラッキングされないという保証があればいいが、
原理がわかると、総当りで試し、ＥＤＣエラーが起きな
かったらＯＫという方法で、簡単にデータを読まれてし
まう可能性もある。そこで、よりセキュリティを高める
ために、以下のような方法も可能である。
【００５７】（１）配送され復号された１２８ビットの
セッションキーから、１回のべき乗演算で１０２４ビッ
ト（＝１２８バイト）が得られるので、データ領域の２
０４８バイトに対しては、１６回のべき乗剰余演算をす
れば、ビット・バイ・ビットでＥＸＯＲをかけることが
できる。
【００５８】または（２）１回のべき乗剰余演算で得た
値を、データ領域の１２８バイト毎に１６回くりかえ
し、ビット・バイ・ビットでＥＸＯＲをかける。
【００５９】このようにすれば、従来ハードウェア構成
から少々変更が必要ではあるが、手間を掛けて配送した
１２８ビットのセッションキーを極めて有効に活用でき
る。
【００６０】
【発明の効果】以上述べたように、この発明によれば、
データは暗号化され、データを解読するためのキー情報
が正規マークとして、誤り訂正の単位となるデータブロ
ックに上書きされているので、再生によって得られるデ
ータには、上記正規マークが現れず、この結果、違法に
コピーされたデータには正規マークが含まれていないた
め、正規の再生機で再生することができず、不正な再生
機では、暗号化されたデータを解読することができない
ので、やはり再生することができない。そして、この発
明によれば、暗号化解除のためのキー情報がデータ上に
上書きされているので、キーの配信も容易になるという
効果を奏する。
【図面の簡単な説明】
【図１】 この発明の一実施例に係る光ディスクレコー
ダのブロック図である。
【図２】 この発明の一実施例に係る光ディスクプレー
ヤのブロック図である。
【図３】 ＥＣＣブロックを説明するための図である。
【図４】 ＥＣＣブロックのデータフレームを示す図で
ある。
【図５】 ＥＣＣブロックにキー情報を上書きした第１
の例を示す図である。
【図６】 ＥＣＣブロックにキー情報を上書きした第２
の例を示す図である。
【図７】 ＥＣＣブロックにキー情報を上書きした第３
の例を示す図である。
【図８】 キー情報中のコントロールデータを示す図で
ある。
【図９】 データ記録時の処理を示すフローチャートで
ある。
【図１０】 データ読出時の処理を示すフローチャート
である。
【符号の説明】
１…信号源、２…暗号化部、３…ＥＣＣエンコーダ、４
…変調器、５，２２…ピックアップ、６，２１…光ディ
スク、７，３４…共通情報、８，３１…実行キー生成、
９…セッションキー生成、１０，２７…ディスクＩＤ検
出部、１１，２８…機器ＩＤ、１２…キー暗号化、１３
…ＥＣＣ２エンコーダ、１５，３３…関数値生成部、２
３…復調器、２４…ＥＣＣデコーダ、２５…解読部、２
６…信号処理回路、２９…キー情報検出部、３０…セッ
ションキー復号部、３２…プレーヤーコントロールＣＰ
Ｕ。
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 内山 俊人 静岡県浜松市中沢町10番１号 ヤマハ株式 会社内 (72)発明者 臼井 章 静岡県浜松市中沢町10番１号 ヤマハ株式 会社内 Ｆターム(参考） 5D044 AB05 AB07 DE03 DE49 DE68 GK17 HH15

Claims (16)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 データを記録する際に、これを暗号化す
    ると共にそのデータに誤り訂正用コードを付加してデー
    タブロックを形成し、 このデータブロックにその誤り訂正処理で訂正可能なノ
    イズの範囲内で前記データの暗号化の解読用のキー情報
    と正規な装置で記録されたことを証明する正規マークと
    を追加上書きしておき、 再生時にこれらの正規マークとキー情報を抽出して、正
    規マークが検出できたデータに対して得られたキー情報
    でデータを解読できるようにしておくことを特徴とする
    暗号化方式。
  2. 【請求項２】 正規の記録装置に対して暗号化に必要な
    情報と、機器ＩＤ及び専用関数群を含む情報を備えさ
    せ、 これら情報に基づいて前記正規マークを暗号化の実行キ
    ーから生成し、記録すべきデータはこの実行キーで暗号
    化することを特徴とする請求項１記載の暗号化方式。
  3. 【請求項３】 記録すべきデータを暗号化すると共にそ
    のデータに誤り訂正用コードを付加してデータブロック
    を形成し、このデータブロックにその誤り訂正処理で訂
    正可能なノイズの範囲内で前記データの暗号化の解読用
    のキー情報と正規な装置で記録されたことを証明する正
    規マークとが追加上書きされたデータの暗号化の解除に
    必要な情報を与えられた正規な再生装置において、機器
    ＩＤ及び専用関数群を含む情報が与えられていて、これ
    らの情報によって記録されている正規マークから暗号化
    解読のための実行キーを再生し、これを用いて暗号化さ
    れて記録された信号を解除することを特徴とする暗号化
    解除方式。
  4. 【請求項４】 正規マークの生成を、暗号化処理を行う
    実行キーをもとに、記録するメディアに個々に与えられ
    たＩＤと、機器ＩＤ及びその他の専用関数を用いて為す
    ようにしたことを特徴とする請求項１記載の暗号化方
    式。
  5. 【請求項５】 正規マークの生成を、暗号化処理を行う
    実行キーをもとに、記録するメディアに個々に与えられ
    たＩＤと、機器ＩＤ及びその他の専用関数を用いて為す
    ようにしたことを特徴とする請求項３記載の暗号化解除
    方式。
  6. 【請求項６】 ランダムに発生されたセッションキーか
    ら生成された実行キーによってデータを暗号化したの
    ち、この暗号化されたデータにエラー訂正用コードを付
    加してデータブロックを形成し、 このデータブロックにその誤り訂正処理で訂正可能なノ
    イズの範囲内で前記セッションキーを正規マークとして
    追加上書きするようにしたことを特徴とする暗号化方
    式。
  7. 【請求項７】 前記セッションキーは、暗号化されて前
    記データブロックに追加上書きされるものであることを
    特徴とする請求項５記載の暗号化方式。
  8. 【請求項８】 前記セッションキーは、特定の与えられ
    た情報と関数で暗号化することによって正規マークとし
    て記録され、これらの情報と関数を理解できる機器のみ
    で再現できるようにしたことを特徴とする請求項６又は
    ７記載の暗号化方式。
  9. 【請求項９】 前記データブロックは、記録媒体に記録
    されるデータであり、前記セッションキーは、データブ
    ロックが記録される記録媒体のＩＤ情報も含めて暗号化
    されるものであることを特徴とする請求項７又は８記載
    の暗号化方式。
  10. 【請求項１０】 前記セッションキーを一定時間毎に変
    更するようにしたことを特徴とする請求項６〜９のいず
    れか１項記載の暗号化方式。
  11. 【請求項１１】 前記データブロックは、複数バイトの
    データ行列からなるユーザデータと、このユーザデータ
    の行方向の誤り訂正を行う第１のパリティ情報及び前記
    ユーザデータの列方向の誤り訂正を行う第２のパリティ
    情報からなる誤り訂正コードとを含むものであり、 前記セッションキー又は暗号化されたセッションキー
    は、前記データブロックの行方向及び列方向にそれぞれ
    最大でも１バイトとなるように配置したものであること
    を特徴とする請求項６〜１０のいずれか１項記載の暗号
    化方式。
  12. 【請求項１２】 前記セッションキー又は暗号化された
    セッションキーは、キーデータとこのキーデータを誤り
    訂正するキーパリティとからなり、前記キーデータの少
    なくとも一部を前記第１又は第２のパリティ情報の記録
    領域に上書きし、前記キーパリティの少なくとも一部を
    前記第１及び第２のパリティ情報の記録領域以外の領域
    に上書きするようにしたことを特徴とする請求項１１記
    載の暗号化方式。
  13. 【請求項１３】 ランダムに発生されたセッションキー
    から生成された実行キーによってデータを暗号化したの
    ち、この暗号化されたデータにエラー訂正用コードを付
    加してデータブロックを形成し、このデータブロックに
    その誤り訂正処理で訂正可能なノイズの範囲内で前記セ
    ッションキーをキー情報として直接又は暗号化して追加
    上書きしてなるデータあって、 前記データブロックが、複数バイトのデータ行列からな
    るユーザデータと、このユーザデータの行方向の誤り訂
    正を行う第１のパリティ情報及び前記ユーザデータの列
    方向の誤り訂正を行う第２のパリティ情報からなる誤り
    訂正コードとを含むデータの暗号化を解除する暗号化解
    除方式であって、 前記セッションキー又は暗号化されたセッションキー
    は、前記データブロックの行方向及び列方向にそれぞれ
    最大でも１バイトとなるように配置されたものであり、 前記データブロックに追加上書きされたセッションキー
    又は暗号化されたセッションキー情報を、再生時に一列
    のデータ行又は一行のデータ列に並べ直して誤り訂正処
    理することを特徴とする暗号化解除方式。
  14. 【請求項１４】 請求項１３において得られた行又は列
    のデータをデータブロックの行又は列と同一にして、記
    録してあるデータと同一手法の訂正処理方式がとれるよ
    うにしたことを特徴とする請求項１３記載の暗号化解除
    方式。
  15. 【請求項１５】 前記キー情報はデータブロックの行及
    び列の少なくとも一方の方向に飛び飛びに追加上書きさ
    れ、 再生時に前記キー情報を一列のデータ行又は一行のデー
    タ列として並べ直すときに、キー情報とキー情報との間
    を既知の値で補間して誤り訂正することを特徴とする請
    求項１３記載の暗号化解除方式。
  16. 【請求項１６】 前記キー情報として複数のデータブロ
    ックにわたり同一データが記録されていて、再生時検出
    されたキー情報は複数回同一データの場合のみ有効なデ
    ータとして使用することを特徴とする請求項１３記載の
    暗号化解除方式。
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