JP2001507849A - 記録担体のコピー保護方法、コピー保護された記録担体およびアクセス制御情報を検出する方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 記録担体をコピー保護する方法が開示されている。この方法では、コピー保護された記録担体に、当該記録担体の既定のエラー訂正ルールにより訂正することができない論理エラーのパターンが与えられる。論理エラーのパターンは、アクセス制御情報を表す。論理エラーは、記録担体から読み取られたビットシークエンスを解読する間に、発生させられる。ビットエラーは、読み取り装置でのエラーデコーディングの一部であるデインターリービングをコントロールしかつ訂正不可能なエラー語内に蓄積するために、ビットシークエンス内に配置しても良い。また、アクセス制御情報を検出するための方法と検索回路が開示されている。その検索回路は、記録担体の全てではなく、少なくとも1個のエラー位置を選択することによってアクセス制御情報を検出し、読み出し手段により選択されたエラー位置を読み出すことによりエラーの存在を検証することによりアクセス制御情報を検出する。

Description

【発明の詳細な説明】 記録担体のコピー保護方法、コピー保護された記録担体およびアクセス制御情報 を検出する方法 技術分野 本発明は、メイン情報を有する画像ファイルを生成し、前記メイン情報へのア クセスを制御するアクセス制御情報を発生させ、既定のフォーマットおよびエラ ー訂正ルールを前記画像ファイルに適用することによってビットシークエンスを 形成するステップと、前記ビットシークエンスをマークの物理パターンに翻訳す るステップとにより、前記画像ファイルと前記アクセス制御情報とに応じてマス タキャリアを作成し、そして前記マスタキャリアを使用して前記記録担体をマル ティプリケートする、既定のフォーマットおよびエラー訂正ルールにしたがって 記録担体に格納されている情報を有する記録担体をコピー保護する方法に関する 。 本発明は、さらに、メイン情報と前記メイン情報へのアクセスを制御するアク セス制御情報とを有する情報を既定のフォーマットとエラー訂正ルールとにした がって、表示する、そこに格納されているビットシークエンスを有するコピー保 護された記録担体にも関する。 本発明は、さらにそのようなコピー保護された記録担体のアクセス制御情報を 検出する方法にも関する． 本発明は、さらに、前記記録担体に格納されたビットシークエンスを抽出する 読み出し手段と前記ビットシークエンスのエラー訂正ユニットとを有する、その ようなコピー保護された記録担体から情報を検索する検索回路にも関する。 背景技術 記録担体をコピー保護するシステム、コピー保護された記録担体および読み出 し回路は、EP-0545472（参考文献リストの公報D1）により公知である。この既 知の記録担体は、予め設けられたガイドトラック、いわゆる既定溝を有する。既 定溝によって決定されるトラックでは、既定方法により書きこまれた情報は、走 査される表面の高さのような第一物理量の変分によって形成される光学的に読み 込み可能なパターンによって表される。既定溝は、ウォブルとも呼ばれる、横方 向の偏位のような第二物理量の変分も有する。既定溝のウォブルはFM変調されて いて、この変調は、スクランブルされた情報として格納されている情報を再現す るデスクランブルコードのような情報に関するアクセス制御情報を表す。この既 知のデバイスは、このパターンを読み出すための読み出し手段とアクセス制御情 報を復元するための復元手段とを有する。この既知のデバイスと情報担体は、制 御された情報再生を行うシステムを構成する。この目的のために、このデバイス はアクセス制御情報に応じて情報を再生させる手段を有する。情報が、書き込み 可能な情報担体にコピーされる場合、書きこみプロセスの間、パターンしか書き 込まれず、コピー自体はいかなるアクセス制御情報も含まないので、このコピー の情報は再生されない。この既知のシステムの問題点は、読み出し手段が、第二 物理量の変化を検出することによって、アクセス制御情報を復元することができ なければならない点である。 発明の開示 本発明の目的は、書き込み可能な情報担体への使用可能なコピーの作成をコン トロールできる、物理量の変分に依存しない記録担体のコピー保護システムを提 供することである。 この目的のために、第一パラグラフに記載される本発明の記録担体のコピー保 護方法が特徴とする点は、前記マスタキャリアの作成ステップ中、前記ビットシ ークエンス内のビットが、当該エラー訂正ルールにより訂正が出来ず、かつエラ ーパターンを構成する論理エラーを構成するように、前記アクセス制御情報にし たがって変更される点である。第一パラグラフに記述されたコピー保護された本 発明の記録担体が特徴とする点は、前記ビットシークエンスが、当該エラー訂正 ルールにより訂正することができずかつ前記アクセス制御情報の少なくとも一部 を表すエラーパターンを構成する論理エラーを構成するビットエラーを有する 点である。これらの実施例は、容易にエラーパターンを検出することができると 言う点と、このような記録装置には操作することが出来ないエラー訂正ルールが 組み込まれているので、標準の記録装置では記録担体のコピーに格納された情報 にエラーを含ませることができないと言う点で、有利である。 本発明の第二の観点によると、このようなコピー保護された記録担体上のアク セス制御情報を検出する方法が特徴とする点は、前記方法が、前記エラーパター ンにしたがって論理エラーを持つべきエラー位置を全てではなく、少なくとも1 箇所選択するステップと、前記選択されたエラー位置を読み込むことによりエラ ーの存在を検証するステップとを有する点である。このような第一パラグラフに 記載されるコピー保護された記録担体から情報を検索するための検索回路が特徴 とする点は、前記回路が、前記エラーパターンにしたがって論理エラーを持つべ きエラー位置を全てではなく、少なくとも1個所選択することと、前記読み出し 手段を介して前記選択されたエラー位置を読み出すことによりエラーの存在を検 証することとにより、前記アクセス制御情報を検出するように構成されている、 前記情報への前記アクセスを制御するアクセス制御手段を有する点である。この ことは、利用可能である数多くのエラー位置から数個のエラー位置のみを選択す ることにより、アクセス制御手段を高速応答にすることができるので、有利であ る。エラーをもつ1個のセクターを自動再試行により読み出すには、CD-ROMドラ イブのような標準の読み出し装置の場合、最大30秒かかる。また、不法コピーを 意図する者は、各アクセス制御セッションに対し異なった位置を選択するので、 このアクセス制御プロセスを模倣する困難性は増大する。 WO 95/03655（参考文献D3）が、製造後選択されたセクターに損傷を与えて従 来の読出しシステムでは読み出し不可能となるようにプログラムしたキーにより 、CD−ROMの情報を暗号化したCD PROM暗号化システムを開示していることは注記 すべきである。選択されたセクターは、大出力レーザによって物理的に破損させ る。記録担体は、正規のユーザまたはユーザグループに特定のキーを与えること によって、個別に使用することができる。 また、本発明は以下の認識にも基づく。記録担体の選択された部分を物理的に 傷つけると、物理マークは破壊されてしまう。このような損傷部分を読み出すと き、読み出しヘッドがトラックを追随できなくなったり、または読み出された信 号からビットシークエンスへの翻訳が中断したり、同期が取れなくなったりする 。これらは、全て、制御することの出来ない程多数のエラーを発生させる。その うえ、物理的な損傷は、物理量から容易に検出されるので、物理的手段によって 不法コピーを意図する者によって模倣されるかもしれない。また、物理的にセク ターを傷つけることは、生産コストの増大をまねく。本発明は、エラーの論理パ ターンに基づいているので、生産コストを増加させずに、得られるエラーを正確 に制御できる。加えて、本発明者等は、物理エラーはバーストエラーと類似し、 この種のエラーは、エラー訂正と情報検索のためのデフォーマッティングのさい のビットシークエンスに通常適用されるデインターリービングにより広く分布す ることになるので、物理エラーを検索された情報の限られた部分でエラーを発生 させるのに使用することは出来ないとの認識を有していた。したがって、コピー 保護された記録担体の一実施例が特徴とする点は、前記ビットシークエンスが情 報ビットとエラー訂正ビットとを有し、前記情報ビットが前記ビットエラーを有 し、および／または前記ビットエラーが、再生時にエラー語訂正ルールにより訂 正することができないエラー語内に蓄積されるような位置に置かれる点である。 このことは、どのエラービットも検索された情報の他の部分には分布せず、ビッ トエラーが、不明瞭でない論理エラーとなるエラー語に集中化されるので、有利 である。 その記録担体が、アドレス可能なセクターに細分割されているコピー保護され た記録担体の別の実施例が特徴とする点は、前記記録担体が、エラーセクターと 非エラーセクターとを有するパディング領域を有し、そのエラーセクターが前記 論理エラーを有しかつ前記エラーパターンを構成している点である。セクターを エラーパターンの構成要素として使用することは、標準の読み出し装置が、セク ターごとに読み出し情報を読み出して処理を行い、補正不可能なエラーをセクタ ー内のどこかで検出した場合、エラーメッセージを発生させるという利点を有す る。 このコピー保護された記録担体の別の実施例が特徴とする点は、エラーセクタ ーに隣接している非エラーセクターに対応する前記ビットシークエンスの部分 が、何のビットエラーも実質的に有しない点である。いくつかのよごれやスクラ ッチが存在している場合、影響を受けたセクターは、ランダムまたは小さいバー ストエラーを示す。ビットエラーを意図的に設けている状況で、このようなエラ ーが訂正されなければならなかった場合には、非エラーセクターがエラーセクタ ーとして分類されてしまう危険性が増大するであろう。意図的なビットエラーを 実質的にもたないことは、非エラーセクターが誤って分類される確率が低いので 、有利である。 コピー保護された記録担体の別の実施例が特徴とする点は、前記記録担体が、 前記メイン情報が一部分を占め、前記パディング領域がその残存部分を実質的に 占める既定の情報記憶容量を有する点である。これは以下の利点をもつ。エラー パターンを構成するすべての論理エラーは、パディング領域のすべてを読み込ま なければ検出できない。通常の記録担体の場合、情報記憶容量の大部分は使用さ れていないが、製造コストを増大させずにこれをエラーパターンに利用すること ができる。再試行によりエラーをもつセクターを読み込むのに、例えば、20秒間 かかるとすると、容量の60％が未使用であるCD-ROMのパディング領域全てを読み 込むためには1000時間もかかることになる。 アクセス制御情報を検出する方法の一実施例が特徴とする点は、前記方法が、 前記エラーパターンにしたがって論理エラーを持つべきでない非エラー位置を全 てではなく、少なくとも1箇所選択するステップと、前記選択された非エラー位 置を読み込むことによりエラーの不存在を検証するステップとをさらに有する点 である。これは、非エラー位置にエラーも有する不正コピーを検出することがで きるので、有利である。 アクセス制御情報を検出する方法の別の実施例が特徴とする点は、少なくとも 1個の非エラー位置が、エラー位置に隣接するように選択される点である。この ことは、物理またはバーストタイプのエラーがより多くの位置にわたって分布す る不正コピーをデインタリービングルールにより検出することができるので、有 利である。 本発明のコピー保護された記録担体、検索回路および方法の他の有利で、好ま しい実施例は、従属項に与えられている。 図面の簡単な説明 本発明のこれらと他の特徴点は、具体例により以下の説明の具体例により記載 されている実施例を参照しかつ添付の図面を参照することにより、より一層明ら かになるであろう。 第1図は、コピー保護された記録担体を示す。 第2図は、コピー保護された記録担体の記録領域の論理マップを示す。 第3図は、エラー訂正ユニットを示す。 第4図は、ビットエラーパターンを示す。 第5図は、コピー保護された記録担体から情報を検索するための回路を示す。 第6図は、記録担体をコピー保護するための概要図を示す。 発明を実施するための最良の形態 第1図は、ディスク形状のコピー保護された記録担体1を図式的に示す。この記 録担体は、中心孔10の周りに巻線の螺旋状に配置された情報を格納するトラック 9を有する。また、巻線は同芯状にらせん状に配置しても良い。記録担体1は、周 知のCDのような、透明基板が記録層と保護層とで覆われている光学的に読み出し 可能なタイプである。情報担体上の情報は、光学的に読み出し可能なマークのパ ターンによって表される。バイナリ情報信号は、例えば、マークの位置そして/ 又は長さにより表される。マークは、CD-ROMのような読み出し専用CDに通常使用 されているプレスにより形成され、穴あけされたピットとピットの間のランドと が情報を表す。本発明は、情報が既定のエラー訂正ルールにしたがって記録され る、高密度光学ディスクDVD(Digital Versatile Disc)、光学テープまたはディ ジタルビデオ用磁気テープのような、いかなるタイプの記録担体にも使用するこ とができる。トラック9は、格納された情報を読み出す読み取りヘッドによって 走査することができるマークを有している。これらのマークは、CDのEFM(Eight to Fourteen Modulation)のようなチャネルコードにしたがってビットシークエ ンスを表す。ビットシークエンスは、CDのCIRC(Cross Interleaved Reed-Solomo n Code)のような既定のエラー訂正とフォーマット ルールにしたがって情報を表す。記録担体は、フォーマットルールにしたがって 、CD-ROMの場合のように、アドレス可能なセクターに細分割しても良い。CDーROM は、ISO 10149標準、CD-ROM仕様に記載されている。 メイン情報を有するコピー保護された記録担体1の情報は、メイン情報と、必 要なアクセス制御情報の全てを有していない不正コピーにコピーされたされたメ イン情報へのアクセスを阻止するように、メイン情報へのアクセスを制御するア クセス制御情報とを有する。本発明によると、コピー保護された記録担体1には 、アクセス制御情報の少なくともいくつかを表すエラーパターンを構成する論理 エラー2が設けられている。エラーパターンは、既定の位置に少なくとも1個の論 理エラーを有するが、多くの既定位置に論理エラーのパターンを有するのが望ま しい。新しいタイトルをコピー保護された記録担体で配付するたびに、異なった エラーパターンを発生させても良い。エラーパターンの一実施例では、エラー位 置は、非エラー位置または基本情報と混在させるべきである。さらにエラーパタ ーンは、非エラー位置の間に多くの孤立しているエラー位置を有していても良い が、いくつかの連続したエラー位置を有していても良い。エラー位置のパターン は、50％のエラー位置と50％の非エラー位置とを有する、既定のアルゴリズムに よって種子値から発生させた疑似無作為のパターンであることが望ましい。エラ ーパターンは、アクセス制御手続きで検証されなければならない。この手続きは 、メイン情報を使用する処理手続きに不可分に組み込まれている。少なくとも1 個のエラー位置が、望ましくは、エラー位置の近傍の少なくとも1つの非エラー 位置も、検証されるべきである。これにより、不法コピーを意図する者が物理的 に数個の位置を傷つけることによってエラーパターンを模倣することができなく なる。論理エラーは、ビットシークエンス内の多くのビットエラーによって構成 される。ビットエラーの数は、当該エラー訂正ルールでは訂正不可能である。標 準の記録装置を使用してビットエラーをコピーすることは不可能である。このよ うな装置は、エラー訂正ビットなしで記録される情報しか受け付けない。レコー ダーは、組み込まれている既定のエラー訂正とフォーマットルールにしたがつて この情報を処理し、新しいビットシークエンス（新たに発生したものと本来正し いエラー訂正ビットも含む）を発生させる。したがって、この新しいビッ トシークエンスは、どんなエラーも有しない。そして、標準記録装置でこのビッ トシークエンスのビットを変えるためにアクセスすることはできない。この新し いビットシークエンスを、書き込み可能な記録担体に記録しても良いが、その記 録されたコピーはエラーパターンを持たないであろう。マークを読み出した後の エラーデコーディングステップにより訂正することができないように、マークの 物理パターンを書き込む前に、論理エラーをエラーエンコーディングの後にビッ トシークエンスに与えるべきであることは注記される。より高いレベルへのフォ ーマットプロセスは通常、ソフトウェアにより実行され、したがって操作のため にそれを入手することは可能である。したがって、例えば、故意にセクター内の EDC(エラー検出コード)またはCD-ROMのセクターヘッダーを変えることによって 、エラーエンコーディングの前に、より高いシステムレベルにエラーを適用する ことは、不法コピーを意図する者によって容易に模倣されるかもしれない。より 高いレベルのエラーを有する操作コピー（しかし、不法コピー）は、標準の記録 装置とそれに接続されたコンピュータシステムに(適合している)ソフトウェア、 例えば、オーディオCDのコピーを作るために利用されるビットコピープログラム 、により作成することができるかもしれない。 バーストエラーは、記録担体の表面のよごれまたはスクラッチにより発生する 。例えば、CDのエラー訂正ルールには、格納する前にインターリービングを行い かつ読み出しの後にデインターリービングを行うことによりバーストエラーを訂 正するような特別な設計がなされている。そのようなバーストエラーを構成する ビットエラーは、フォーマットとエラー訂正ルールの一部であるデインターリー ブルールによってビットシークエンスからのはるかに大きい数の他のビットに混 在させられるであろう。エラーを訂正不能とするためには、連続したビットエラ ーの数を、訂正可能な最も長いバーストエラーよりも長くしなければならない。 エラー訂正ルールは、第3図を用いて説明される。好ましい一実施例では、ビッ トシークエンスの選択されたビットのみが、エラーを示す。それらのビットは、 フォーマットとエラー訂正ルールの一部であるデインターリービングとによって 蓄積するように選択される。これにより、記録担体のある位置では非常に高い割 合のエラーを示すが、隣接している位置では僅かなビットエラーを示すかまたは 全く示さない状態が得られる。ビットエラーの一例は、第4図に示される。通常 、エラー訂正プロセスがデインターリービングによって蓄積する多くのシンボル のエラー語に適用されている間、エラー訂正ルールと特に(デ)インターリービン グルールとは、例えば、８ビットのバイトのシンボルに適用されるであろう。エ ラーシンボルは、デインターリービングの間に1個または数個のエラー語内で訂 正不可能な数まで蓄積するように選択される。 ビットエラーを適用する効果的な方法は、エラーの無い元のビットシークエン ス内から選択された、ビットエラーが与えられるべきシンボルの各ビットを反転 させることである。これに代えて、当該シンボルを物理マークのパターンに翻訳 するとき、例えば、制御可能なEFMエンコーダを使用して、ビットエラーをシン ボルに適用しても良い。当該シンボルに対しては、EFMエンコーダは、エラーの 無いビットシークエンスに基づいて、物理マークのいくつかを当初意図されたマ ークとは異なるマークに変更するように制御されるかもしれない。得られた物理 マークは、その物理マークに指定された制約条件に従うのが望ましい。これによ り、読み出しとデコーディングプロセスの確かな機能が保証される。 第２図は、コピー保護された記録担体の記録領域の論理マップを示す。記録領 域は、先頭のアドレス00からアドレスMAXまでアドレス可能なセクターの形に細 分割されている。第一領域21は、CDにおける2秒間の無音領域のような、リード インつまりプリギャップ領域と成り得る。第二領域は、CD-ROMのPVD(Primary Vo lume Descriptor)のようなディスクの内容に関するシステム情報を有するシステ ム領域22である。ディスクの残りの部分は、メイン情報およびディレクトリファ イルのようなユーザデータとして利用可能な部分である。ユーザデータ領域を、 いくつかの領域に細分割しても良い。その細分割方法は自由で、第2図で示され るマップに限られることはない。このマップの場合、残りの領域は、ユーザファ イル28を有する第三領域23と、ユーザデータを有していない第四領域24と、再び ユーザデータを有する第五領域25とを有する。本発明によると、第四領域24は、 パディング領域26を有する。パディング領域26は、ｘと示されたエラーセクター 11と非エラーセクター12とを有する。これらのエラーセクターは論理エラーを有 しかつエラーパターンを構成する。パディング領域26は、 例えば、20メガバイトと言う大量のセクターを有し、そしてメイン情報によって 使用されていない記録領域のすべてを実質的にカバーしていても良い。これは、 エラーパターンの存在を検証しなければならない場合、パディング領域の利用可 能な大量のエラーセクターからわずかな数または1個のみ選択すれば良いと言う 利点を有している。検証を停止させようとする悪意がある者は、1個または数個 の特定セクターについての繰り返しテストを知らずに、論理エラーの存在を検出 するためにほとんど異なったセクターを、大きいアドレス範囲から読み込むであ ろう。これにより、不法コピーを意図する者が、セクターを読み出す出力を偽造 して単純な停止手段を設計するのを有効に防ぐことができるであろう。不正コピ ーされた書き込み可能なディスクが、プレスされたディスクよりも小さいデータ 容量をもつ場合には、別の利点を得ることもできる。例えば、ほとんどのCD-ROM の場合、多くの容量が未使用であるが、製造コストを増加させないで、その領域 をパディング領域によって完全に満たしても良い。CD-RecordableまたはCD-Re W ritableの容量は、最大限記録されているCD-ROMより小さい。この場合、全ての 情報(ユーザ情報とパディング領域)を不正コピーに移すことができるわけではな い。一実施例の場合、別のアクセス制御情報は、システム領域22、またはリード イン、リードアウトまたはプリギャップ領域21のような標準読み出し装置では直 接アクセスすることができないいくつかの他の領域に、設けられる。別のアクセ ス制御情報は、ユーザが記録担体をコピー保護するためのシステムを利用するこ とを示すライセンスコードでも良いし、および／または、例えば、アルゴリズム を発生させるエラーパターンの種子として使用されるエラーパターンを示すもの でも良い。 第３図は、CIRC(Cross Interleaved Reed-Solomon Code)と呼ばれるCDシステ ムで使用されるエラー訂正ユニットを示す。CIRCエラー訂正ルールの詳細は、GB 2076569、参考文献D2、に説明されている。デコーダは、この文献の第7図と共 に記載されている。第3図で、入力(左側)は、カラムバイト0-31により示されて いて、12個のデータバイト0-11、4個のC2エラー訂正バイト12-15、再び12個の情 報バイト16-27および4個のC1エラー訂正バイトによって示される、連続して記録 担体に格納された32バイトのフレームである。奇数バイトは、第一遅 延ユニット31で1サイクル遅延され、そして得られた32バイトのエラー語は、C1 ユニット32によって訂正される。C1ユニットは、1バイトのエラーを訂正でき、 かつ全ての2バイトと3バイトのエラーを検出することができる。4-32バイトのエ ラーは非常に低い故障率で検出される。C1ユニットが訂正不能エラーを検出する と、それは、信頼性の低い全てのバイトにフラグを立てるであろう。C1ユニット の出力は、第二遅延ユニットによって、バイト0は27ｘ4＝108フレーム、バイト1 は26ｘ4＝102フレーム等、遅延される。第二遅延ユニット33の出力は、C2ユニッ ト34により訂正される第二エラー語を構成する。C2ユニット34は、通常最大2個 のエラーを訂正するが、C1ユニットが全ての検出エラーにフラグを立てた場合、 消去により最大4バイトを訂正することができる。C2ユニットの出力は、デスク ランブルユニット35によってデスクランブルされる。前述した関数は、エンコー ダの逆関数の補数である。すべての関数は、CDシステムから周知で、参考文献D2 に詳細に記載されている。本発明によると、ビットエラーは訂正不可能な論理エ ラーから得られるので、ビットエラーは、C1ユニットの入力端でのエラー語内に 少なくとも2個、望ましくは3個以上のエラーを蓄積する入力フレーム内に、存在 しなければならない。また、少なくとも3個、望ましくは少なくとも5個のエラー が、C2ユニットの入力端で少なくとも1個の第二エラー語内に存在すべきである 。これは、1個の第二エラー語内の5個のエラーに対して、連続して付番された5 個の情報バイトのグループ内にエラーを有している、C1の少なくとも17個の連続 したエラーフラグを立てた出力フレームを必要とする。例えば、フレーム0にお けるバイト0のエラーは、フレーム8のバイト2内のエラーと、フレーム16におけ るバイト4内のエラーと共に、C2の入力端に蓄積するであろう。CDシステムのセ クターのような所定のデータユニット内で論理エラーのクラスタを形成するため には、17の連続したフレーム内における上述の5個のエラーの最小値よりも望ま しくは多いビットエラーが適用されるべきである。上述のエラー訂正ルールでは 訂正不可能であるいくつかの論理エラーは、セクター内でエラー訂正するために CD-ROMで使用されるような別のエラー訂正層により、訂正することができる。し たがって、より多い論理エラーが含まれるべきである。広大な領域にエラーを分 散させるリスクなしに安全マージンを実現さ せる一実施例は、第一または第二の12個の連続して付番された情報バイト内の全 てにエラーを有する。当該エラーは、第二遅延ユニットにより12ｘ４＝48フレー ムと第一遅延ユニットにより1個の追加フレームに渡って分散し、48＋１＋24＝7 3フレームに渡って、エラーを有する24の連続したフレームを有するであろう。 フレームが24個の情報バイトを有しているので、これは73ｘ24＝1752バイトに影 響する。これは、エラーフレームが当該セクター内に位置する場合には、CD-ROM (2352バイト)の1個のセクター内に十分入る。このセクターは、98個のフレーム を有するので、最大49個の連続するフレームで隣接するセクターに影響を与えず にエラーをもつことができる。フレームにおける全てのバイトにエラーを適用す ること(例えば、物理的に領域を傷つけることによって、ディスクの全域にエラ ーが与えられる場合が該当するであろう)は、論理エラーを発生させる解決策に はならないことは注記すべきである。このようなエラーは、少なくとも28ｘ４＋ １＝113フレームに渡って、かつ130フレームに渡って最小17個の連続するエラー フレームで分散するであろう。影響されるバイトの数は、1つのセクターの場合 よりずっと大きい、130ｘ24＝3232である。 エラーがC1および/又はC2ユニットで訂正不可能であることが検出された場合 、バイトは変化しないが、エラーとしてフラグが立てられる。情報ビット内のビ ットエラーは、エラー訂正ユニットの出力端に送られるビットエラーとなる。こ こで、エラー訂正ビットはエラー訂正ユニットで使用され、かつ出力端では見え ないであろう。したがって、好ましい一実施例では、ビットエラーは情報ビット 内に存在し、エラー訂正ビットには存在しない。 さらに、ビットエラーは、デインターリービングによってエラーが無い状態に ある隣接するセクターまで広がるべきではない。したがって、好ましい一実施例 では、エラーセクターに隣接している非エラーセクターに対応するビットシーク エンスの部分は、実質的には何のビットエラーも有しない。いくつかのビットエ ラーは、隣接するセクター内で訂正されることもあるが、例えば、よごれが原因 となる別のエラーが当該ビットエラーと結合した場合、訂正不可能なエラーが存 在する危険性は高くなる。その場合、非エラーセクターはエラーセクターとして 間違って分類されるかもしれない。 ビットエラーは、数個の選択されたエラー語に蓄積されているので、選択され ている位置にしか直接影響を与えないが、C1ユニットは大量のシンボル(=バイト )に信頼性無しとしてフラグを立てるであろう(事実、C1語の全てのシンボルは2 個以上のエラーバイトを有している)。C2エラーユニットは、最初に、可能性の あるいかなるエラーをも検出するために、エラーが存在しているか否かを示すシ ンドロームを訃算するであろう。別の計算が、エラーの数を示し、そしてどのシ ンボルが、訂正される必要があるのかを示すであろう。訂正については、いくつ かの手法を使用することが可能である。例えば、1または2個のシンボルのみを直 接訂正し、2〜4個のエラーシンボルの訂正に対しては、前のC1ユニットからのフ ラグをどのシンボルを置き換える(消去による訂正)べきかを示すのに使用しても 良い。通常、C2ユニットは、検出されたエラーの数が0か1個の場合、いかなるC1 フラグも使用しないであろう。したがって、フラグは立てるが、変更されていな い大量のシンボルは無視されるか、またはC2ユニットによりエラーとして分類さ れないであろう。よごれなどが原因の他のエラーが、C1のフラグを立てているシ ンボルとの組み合わせで訂正不可能なC2エラーの原因となる可能性があるので、 分割されたフォーマットの場合、C1のフラグを立てたシンボルは可能な限り選択 されたエラーセクター内にあることが望ましい。エラー処理ルールの詳細な説明 については、参考文献D2を参照されたい。二重層C2/C1エラーエンコーディング を使用する他の実施例では、エラーは、C2エンコーディングステップの後で、か つC1エンコーディングステップの前のエンコーディングの間に導入される。した がって、デコーディングの間、C1デコーダでは何のエラーも検出されず、C1シン ボルのフラグは立たない。しかしながら、C2デコーディングステップで、エラー は現れ、そしてそれらのエラーは訂正不可能である。インターリービングとデイ ンターリービングがC2エンコーディングの後でかつC2デコーディングステップの 前に行われるので、全てのエラーを1つのセクター内に存在させるように制御す ることは容易である。これに代えて、C2とC1エラーの組合せを使用することも可 能である。 本発明をDVDのような他のエラー訂正ルールを使用するシステムに適用するこ とも可能である。上述の記載に従えば、デインターリービングをコントロール できるビットエラーの対応パターンを見出すことができる。別のアプリケーショ ンの場合、エラー訂正のより洗練された手法は、最初に、エンコーダの場合のよ うに、第一エラー訂正プロセスの出力をインターリーブし、次にデインターリー ブを行いそして再びエラー訂正ルールを適用して、エラー訂正ルールを繰り返し 適用することであろう。いくつかのエラーは、第一プロセスで訂正されるかもし れない。第二エラー訂正プロセスがさらにエラーを訂正するかもしれない。この ような手法が論理エラーを訂正してしまうのを防ぐために、ビットエラーのビッ ト周波数と位置決めをどのエラー訂正層でも論理エラーが訂正不可能なものとな るように決めることが望ましい。 第4図は、第3図に記述されたCIRCエラー訂正ルールのビットエラーパターンを 示す。ビットエラーは、C1エラー語とC2エラー語として、両方とも最大5個のエ ラーまで蓄積されるように設計されている。エラーのパターンは、他の情報バイ ト(0-11，16-27)に移行されるかもしれないが、それは情報バイトのみをカバー し、エラー訂正バイトはカバーすべきではない。第4図において、バイトのエラ ーは文字a、b、c、d、eによって示されるが、エラーのないバイトには表示がな い。20個の連続したC1語に影響を及ぼすために、奇数バイトは1フレーム速く開 始し、偶数バイトは第一遅延ユニット31を補償するために1フレーム遅く停止す るようにして、21個のフレームにエラーが与えられた。第二遅延ユニット33の遅 延により、同じ文字がマークされているエラーは、C2語内に蓄積されるであろう 。したがって、4個の連続したC2フレームには5個の'e'エラーが、次の4個のC2フ レームには5個の'd'エラーが、そして'a'エラーは最後の4個のC2フレームに蓄積 するであろう。各C1またはC2エラー語においては0か5個の何れかのエラーが蓄積 するので、どのエラーも補正されないであろう。このエラー体系は、必要に応じ てまたは他のインターリービングルールに対し、より多くの連続したエラー語に おけるより多くのエラーに容易に拡張することができる。その後に続くいかなる バーストエラー訂正プロセスが論理エラーを訂正することのないように、それを 1個のセクター内で数回適用しても良い。4-32個のエラーは、時折間違って訂正 されるかもしれないが、第3図で述べたように、C1コレクタは2個と3個のエラー 語については100％検出できる。したがって、C1エラーを使用する好 ましい一実施例の場合、C1語には3個のエラーしか蓄積させない。当該3個のC1エ ラーを有する実効誤差分散パターンは、dとeエラーを省略し、a、b、cエラーの みを適用することにより第４図から導出することができる。これに代えて、エラ ーを有する4つの連続したC1フレームをもつ代わりに、各4倍長の第一部分にのみ エラーを与え、1個のC2フレームエラーを得ることも可能である。第４図に示さ れるように、バイト0で始まるエラーパターンは、ほとんどすべてClのフラグを 立てるが、変化していないエラーバイトに先行するバイトとなる。最初のバイト は、論理エラーより108個のフレーム先行しているフレーム2のバイト27である。 フラグを立てたが、変化していない数個のバイトのみが、論理エラーに続くであ ろう。最後のバイトは、16個のフレーム遅れているフレーム21のバイト0である 。影響を受けたフレームをセクターと同期させることによって、フラグを立てた が、変更していないバイトを、例えば、第4図のエラーパターンをエラーセクタ ーの終わりで適用させて、エラーセクター内に配置させることが望ましい。これ に対応して、最も大きな番号のバイト(例えば、23-27)にエラーを適用する場合 、大部分フラグを立てたが、変更していないバイトは論理エラーの後に来るであ ろう。 第５図は、コピー保護された記録担体1から情報を検索しその情報を処理する 回路を示す。この回路は、記録担体1からビットシークエンスを読み出すための 読み出しユニットを有する。この読み出しユニットは、トラックを走査して、記 録担体の物理マークに対応した読み取り信号を発生させる読み取りヘッド41と、 読み取り信号をビットシークエンスに翻訳する翻訳ユニット42（例えば、デコー ディングを行うCDシステムのEFMデコーダ）とを有する。ビットシークエンスは 、情報を復元し、可能なエラーを訂正するエラー訂正ユニット43（例えば、CDシ ステムのCIRCコレクタ）を有する。復元された情報は、情報へのアクセスを制御 するアクセス制御手段47に与えられる。アクセス制御情報は、アクセス制御手段 47の出力48をさらに処理するために利用可能である。読み出している間、記録担 体をモーターユニット45により回転させて、読み取りヘッド41を通常のサーボユ ニット44によってトラックに配置させる。情報の読み取りは、コントローラ46を 介して制御される。このコントローラは、モーターユ ニット45、サーボユニット44およびエラー訂正ユニット43を、（例えば、アクセ ス制御手段47へのインタフェースを介して）制御する。アクセス制御手段47は、 上述の読み取り手段をも備えた読み取り装置に組み込まれている回路により実行 される。これは、各々のアクセス制御情報が記録担体に存在していない場合、情 報が出力端48に与えられないと言う利点を有する。この代わりに、アクセス制御 手段を、CD-ROMドライブのような標準の読み取り装置にインタフェースを介して 接続されているコンピュータで実行しても良い。コンピュータの場合、アクセス 制御手段をインターフェースボードに組み込むか、または中央処理装置上で実行 されるソフトウェアにより実行させても良い。アクセス制御を実行するソフトウ ェアは、コピー保護された記録担体によりユーザに提供することができる。この ことは、専用ハードウェアが不必要となり、かつユーザが、記録担体のコピー保 護された情報にアクセスするために必要な全ての手段をもつことになるので、有 利である。 本発明のアクセス制御は、以下のように実行される。アクセス制御手段は、最 初に、エラーパターンを示すアクセス制御情報を取得するであろろう。このアク セス制御情報は、例えば、第2図に示されるライセンスコードのような記録担体 に格納されたパターンでも良いし、例えば、インターネットのようなネットワー クまたは文書により供給されるアクセスコードでも良い。一実施例では、エラー パターンは、コピー保護された記録担体に格納されている種子値と既定アルゴリ ズムを用いて発生させる。第二に、ディスクが不正コピーされたものではなく、 正規のもので、コピー保護されたディスクであることを確認するために、論理エ ラーの存在を検証しなければならない。アクセス制御手段は、記録担体の1個ま たは複数のエラー位置を、また、記録担体がアドレス可能なセクターでフォーマ ットされるている場合には、エラーセクターを選択するであろう。エラー位置は 、エラーパターンに従った論理エラーを有すべきである。第三に、選択されたエ ラー位置を読み取ることによってエラーの存在が検証される。読み取られるセク ターが訂正不可能なエラーを有する場合、読み取り装置はインタフェースにエラ ーメッセージを発生させるので、有効に論理エラーの存在を探知することができ る。不正コピーは論理エラーを有しないので、複製は拒絶され、情報へのアク セスは禁止されるであろう。数個のエラー位置が、記録担体上の、例えば、エラ ーセクターと非エラーセクターとを有するエラーパターンを有するパディング領 域で利用可能な多数のエラー位置から無作為に、選択されるのが望ましい。これ に代えて、エラーセクターを正常なユーザ情報を有する有効なセクターと混在さ せても良い。アクセス制御を高速に応答させるためには、1個のエラーセクター のみを選択して、読み取ることが望ましい。実際には、訂正不能なエラーを有す る1個のセクターは、数秒の遅延の原因にしかならない。遅延の原因は、読取装 置がセクターを数回読み取ろうとすることにある。このような再試行は、よごれ やスクラッチが存在する場合、情報を正しく再現する可能性を高めるために通常 行われることである。エラーパターンは、さらに、少なくとも1個の、しかし全 てではない、エラーパターンに従う論理エラーをもつべきでない非エラー位置を 選択することと、選択された非エラー位置を読み取ることによってエラーの不存 在を検証することとによって、検証しても良い。非エラーセクターの読み取りは 非常に速い（例えば、0.2秒）ので、多数（例えば、10〜40）の非エラーセクタ ーを選択し、読み取ることが望ましい。当該非エラーセクターは、全ての利用可 能な非エラーセクターから無作為の選択プロセスにより選択されることが望まし い。一実施例では、非エラーセクターの内容を、例えばセクター番号とライセン スコードから既定の暗号化アルゴリズムによって導出したセクター内のチェック 値を含ませることによって、検証しても良い。別の実施例では、非エラーセクタ ーを選択し、1個の選択されたエラーセクターの前と後でそれを検証する。この ことは、例えば、21〜81の明らかに無作為に選択されたセクターが読み出される (1個のセクターのみが、1個のエラーを有している)と言う利点を有する。これは 、不法コピーを意図する者がこの検証プロセスを模倣しようとする場合に重大な 困難性に遭遇すると言う利点を有している。本発明のエラーパターンは、隣接し ているセクターに影響を与えずに、エラーセクターの全てのビットエラーを蓄積 するように設計されているので、エラーセクターに隣接しているいくつかの非エ ラーセクターを選択することが望ましい。このことは、ほとんど確実に、エラー パターンを模倣するためにある領域で破損させた不正コピーを露見させるであろ 。計算機プログラムのためのアクセス制御は以下のように実行させ ても良い。計算機プログラムは情報担体に含まれているが、いくつかの不可欠の データはアクセス制御情報内に含まれている。計算機プログラムそれ自身を暗号 化させても良いし、短いスタートアッププログラムが、プログラムの代理をして 、主プログラムへのアクセスを制御しても良い。アクセス制御情報は、例えば、 デコーディングキー、通し番号またはアクセスコード、または多分プログラムコ ードの小さい部分(サブルーチン、オブジェクトまたはモジュール)である。これ らの不可欠のデータが必要であるので、情報とアクセス制御情報の両方が利用可 能である場合のみ、プログラムは正しく機能することができる。スタートアップ プログラムは、コードがシステム領域22(参照第2図)そして/又は別のアクセスデ ータファイルに含まれているライセンスコードのようなアクセス制御情報を記録 担体上の隠された場所から読み出すかもしれない。その後、エラーパターンの存 在を、上述したように検証しても良い。 第６図は、記録担体をコピー保護するための概要図を示す。以下の記載では、 本発明はライセンサのコントロールの下で実行されるものと仮定する。第1ステ ップ61で、ソフトウェアハウスが、新しいソフトウェアのタイトル71を作成する 。ソフトウェアハウスが、本発明を使用するためにソフトウェアを修正する必要 は全くない。最初に、システムを完全に展開して、検査することができる。第2 ステップ62で、ソフトウェアハウスは、暗号化ファイルセット72を形成するため に主な実行ファイル(例えば、DOS用またはWindows用)を暗号化する。ライセンサ によって提供されたユーティリティを使用して、ソフトウェアハウスは、暗号化 キーとしてライセンス番号を使用してそれを暗号化する。製造される全ての製品 に対して、固有のライセンス番号が、ライセンサによって提供される。一例とし て、保護されるべきソフトウェアタイトルがfoo.exeと呼ばれるプログラムをも つ場合、暗号化プロセスはそれを暗号化して、そのプログラム名をfoo.icdに変 更し、ライセンサによって提供された、foo.exeに改名された新プログラムを含 ませる。このプログラムは、機密保護チェックを実行し、ライセンス番号を検証 し、暗号化プログラム(foo.icd)を開始する。第３ステップで、ソフトウェアハ ウスは、ISO 9660 Imageのような画像ファイル63を暗号化ファイルセット72から 形成する。CDオーサリングパッケージを使用して、ソフトウェア ハウスは、その完全なソフトウェアタイトルの画像ファイル73をハードディスク ドライブに生成する。第４ステップ64で、コピー保護された記録担体の完全な内 容74を生成するために、画像ファイル73が、第２図に記載された論理マップを有 するようにして、変更される。ライセンス番号を含むライセンス構造をシステム 領域22に加えることにより、画像ファイル73が、ライセンサにより提供された第 二ユーティリティにより変更される。画像ファイル73は、さらに、画像のサイズ を増大させてパディング領域が含まれるように変更される。全長は、74分(333,0 00のセクター)より長いことが望ましい。ライセンス構造は、パディング領域の 始めと終わりのセクターについての参照情報を保持している。パディング領域で は、セクターは「良い」か「悪い」かの何れかであり、セクターの分布は擬似ラ ンダムプロセスによって決定されるであろう。このプロセスはライセンス番号を 種に使用しても良い。第6ステップで、画像ファイルは、マスタディスク75を、 例えば、マスタリングハウスによって生成されるように処理される。画像ファイ ル74は、磁気テープまたは他の適切な媒体でマスタリングハウスに送られる。本 発明にしたがって変更されたLaser Beam Recorderソフトウェアを使用して、マ スタデイスク75が製造される。Laser Beam Recorderソフトウェアは、パッド領 域のどのセクターが「悪い」とマークされていて、どのセクターが「良い」とマ ークされているかを決定するのにライセンス構造を利用する。マークされた全体 に対する「良い」セクターの比率を、例えば、約50％に固定しても良い。エラー は、前述の第４図に記載されているエラーパターンにしたがって適用される。第 6ステップ66で、CD-ROMのようなコピー保護された記録担体76が、マスタディス ク75を複製することにより製造される。エラーパターンは、このステップで各デ ィスクに移される。 本発明を、CIRCエラー訂正ルールをもつ例としてCD-ROMを使用する実施例によ り説明したが、このような記録担体が既定ルールにより保護される情報を有する 場合には、他の記録担体、磁気または光学のテープなどを本発明に使うことがで きることは明らかであろう。例えば、高密度DVDディスクもエラー訂正プロセス を使用する。本発明は、好ましい実施例を参照して説明されてきたが、これらが 限定的な具体例でないことは理解されるであろう。このようにして、請求 項によって定義される本発明の範囲から逸脱しないで、様々な変更が、当業者に とっては明らかとなる。例えば、インターネットのようなネットワークを介して 転送されるエラー保護データにエラーパターンを適用することは、本発明のアク セス制御を提供するかもしれない。さらに、本発明は、全ての新規な特徴または それらの組合せにより成立している。 参考文献リスト (D1) EP-0545472(PHN 13922) 物理的なコピー保護を有する閉じた情報システム (D2) GB 2076569(PHQ 80009) CIRCエラー検出・訂正． (D3) WO 95/03655 CD PROM暗号化システム．

───────────────────────────────────────────────────── 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，ＭＬ，ＭＲ， ＮＥ，ＳＮ，ＴＤ，ＴＧ)，ＡＰ(ＧＨ，ＧＭ，ＫＥ，Ｌ Ｓ，ＭＷ，ＳＤ，ＳＺ，ＵＧ，ＺＷ)，ＥＡ(ＡＭ，ＡＺ ，ＢＹ，ＫＧ，ＫＺ，ＭＤ，ＲＵ，ＴＪ，ＴＭ)，ＡＬ ，ＡＭ，ＡＵ，ＡＺ，ＢＡ，ＢＢ，ＢＧ，ＢＲ，ＢＹ， ＣＡ，ＣＮ，ＣＵ，ＣＺ，ＥＥ，ＧＢ，ＧＥ，ＧＨ，Ｈ Ｕ，ＩＤ，ＩＬ，ＩＳ，ＪＰ，ＫＥ，ＫＧ，ＫＰ，ＫＲ ，ＫＺ，ＬＣ，ＬＫ，ＬＲ，ＬＳ，ＬＴ，ＬＶ，ＭＤ， ＭＧ，ＭＫ，ＭＮ，ＭＷ，ＭＸ，ＮＯ，ＮＺ，ＰＬ，Ｒ Ｏ，ＲＵ，ＳＤ，ＳＧ，ＳＩ，ＳＫ，ＳＬ，ＴＪ，ＴＭ ，ＴＲ，ＴＴ，ＵＡ，ＵＧ，ＵＺ，ＶＮ，ＹＵ，ＺＷ

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １． (a) メイン情報を有する画像ファイルを生成し、 (b) 前記メイン情報へのアクセスを制御するアクセス制御情報を発生させ、 (c) 既定のフォーマットおよびエラー訂正ルールを前記画像ファイルに適用す ることによってビットシークエンスを形成するステップと、前記ビット シークエンスをマークの物理パターンに翻訳するステップとにより、前記 画像ファイルと前記アクセス制御情報とに応じてマスタキャリアを作成し 、そして (d) 前記マスタキャリアを使用して前記記録担体をマルティプリケートする、 既定のフォーマットおよびエラー訂正ルールにしたがって記録担体上に格 納されている情報を有する記録担体をコピー保護する方法において、 作成ステップ(c)において、前記ビットシークエンス内のビットが、当該エ ラー訂正ルールにより訂正が出来ずかつエラーパターンを構成する論理エラー を構成するように、前記アクセス制御情報にしたがって変更されることを特徴 とする記録担体をコピー保護する方法。 ２． 前記メイン情報の少なくとも一部が、前記アクセス制御情報に応じて暗号 化されていることを特徴とする請求項１に記載の方法。 ３． 前記画像ファイルが、前記アクセス制御情報の少なくとも一部を含み、か つ前記エラーパターンが、その含まれたアクセス制御情報に応じて発生するこ とを特徴とする請求項１に記載の方法。 ４． 既定のフォーマットおよびエラー訂正ルールに従う情報を表す記録担体上 に格納されているビットシークエンスを有し、前記情報が、メイン情報と前記 メイン情報へのアクセスを制御するアクセス制御情報とを有するコピー保護さ れた記録担体において、前記ビットシークエンスが、当該エラー訂正ルールに より訂正することができずかつ前記アクセス制御情報の少なくとも一部を表す エラーパターンを構成する論理エラーを構成するビットエラーを有することを 特徴とするコピー保護された記録担体。 ５． アドレス可能なセクターに細分割されているコピー保護された記録担体に おいて、前記記録担体が、エラーセクターと非エラーセクターとを有するパ ディング領域を有し、そのエラーセクターが前記論理エラーを有しかつ前記エ ラーパターンを構成していることを特徴とする請求項4に記載の記録担体。 ６． エラーセクターに隣接している非エラーセクターに対応する前記ビット シークエンスの部分が、何のビットエラーも実質的に有しないことを特徴とす る請求項5に記載のコピー保護された記録担体。 ７． 前記記録担体が、前記メイン情報がその一部分を占め、前記パディング領 域がその残存部分を実質的に占める既定の情報記憶容量を有することを特徴と する請求項5に記載のコピー保護された記録担体。 ８． 前記ビットシークエンスが、情報ビットとエラー訂正ビットとを有し、前 記情報ビットが前記ビットエラーを有することを特徴とする請求項4に記載の コピー保護された記録担体。 ９． 前記ビットエラーが、再生時にエラー語訂正ルールにより訂正することが できない少なくとも1個のエラー語内に蓄積するような位置に置かれることを 特徴とする請求項4に記載のコピー保護された記録担体。 10．前記記録担体が、CDで、前記エラー語訂正ルールが、前記C2層であるこ とを特徴とする請求項９に記載のコピー保護された記録担体。 11．前記ビットエラーが、前記フォーマットおよびエラー訂正ルールの一部で あるデインターリービングにより蓄積するように位置することを特徴とする請 求項９に記載のコピー保護された記録担体。 12．前記ビットエラーが、第二エラー語訂正ルールにより訂正することができ ない少なくとも1個の第二エラー語内に蓄積するように位置することを特徴と する請求項９に記載のコピー保護された記録担体。 13．前記記録担体がCDで、前記エラー語訂正ルールが前記C2層で、かつ前記 第二エラー語訂正ルールが、前記CDエラー訂正ルールの前記C1層であること を特徴とする請求項11または12に記載のコピー保護された記録担体。 14．請求項4〜13の何れかに記載のコピー保護された記録担体上のアクセス制御 情報の検出方法において、前記方法が、前記エラーパターンにしたがって論理 エラーを持つべきエラー位置を全てではなく、少なくとも1箇所選択するス テップと、前記選択されたエラー位置を読み込むことによりエラーの存在を検 証するステップとを有することを特徴とする検出方法。 15．前記方法が、さらに、前記エラーパターンにしたがって論理エラーを持つ べきでない非エラー位置を全てではなく、少なくとも1箇所選択するステップ と、前記選択された非エラー位置を読み込むことによりエラーの不存在を検証 するステップとを有することを特徴とする請求項14に記載のアクセス制御情 報の検出方法。 16．少なくとも1個の非エラー位置が、エラー位置に隣接するように選択される ことを特徴とする請求項14に記載のアクセス制御情報の検出方法。 17．前記方法が、位置を選択する前に前記メイン情報から前記エラーパターン を示すアクセス制御情報を検索するステップを有していることを特徴とする請 求項14に記載のアクセス制御情報の検出方法。 18．前記記録担体がアドレス可能なセクターに細分割されていて、ある位置で のエラーの存在または不存在が、前記各セクターを読み込みかつ訂正不可能な エラーが前記セクターを読み込む間に検出されたときにはエラーメッセージを 発生させることにより検証されることを特徴とする請求項14に記載のアクセ ス制御情報の検出方法。 19．請求項４に記載のコピー保護された記録担体において、前記記録担体が、 コンピュータシステムで請求項14〜18の何れかに記載の方法を実行するソフト ウェアを有していることを特徴とする記録担体。 20．請求項4〜13の何れかに記載のコピー保護された記録担体から情報を検索す る検索回路であって、前記回路が、前記記録担体を読み出す読み出し手段と、 前記記録担体に格納されているビットシークエンスを抽出する読み出しユニッ ト(41，42)を有する読み出し手段と、前記ビットシークエンスを処理するエラ ー訂正ユニット(43)とを有している、検索回路において、前記回路が、前記エ ラーパターンにしたがって論理エラーを持つべきエラー位置を全てではなく、 少なくとも1箇所選択する前記読み出し手段を介して前記選択されたエラー位 置を読み出すことによりエラーの存在を検証することとにより、前記ア クセス制御情報を検出するように構成されている、前記情報への前記アクセス を制御するアクセス制御手段を有することを特徴とする検索回路。 21．前記記録担体が、アドレス可能なセクターに細分割されていて、前記読み 出し手段が、セクターの読み出しを制御しかつ訂正不可能なエラーが検出され たときにはエラーメッセージを発生させる制御ユニット(46)を有することを特 徴とする請求項20に記載の検索回路。