JP2002074832A - データ改竄チェック装置および方法、ならびに、記録媒体 - Google Patents

データ改竄チェック装置および方法、ならびに、記録媒体

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Abstract

(57)【要約】 【課題】 記録媒体に記録されたデータの改竄チェック
を効率的に行うことができるようにする。 【解決手段】 ディレクトリ１２２Ａに属するファイル
の夫々について生成されたＭＡＣ値と、ディレクトリ１
２２Ａに属する全ファイルのＭＡＣ値に基づき生成され
たＩＣＶ（Ｄ−ＩＣＶ）とがシーケンスページ１２１Ａ
に格納される。ディスク上の全てのディレクトリ１２２
Ａ、１２２Ｂ、・・・について夫々作成されたシーケン
スページ１２１Ａ、１２１Ｂ、・・・と、全てのシーケ
ンスページ１２１Ａ、１２１Ｂ、・・・に格納されたＤ
−ＩＣＶに基づき生成されたＩＣＶとがシーケンスブロ
ック１１４に格納される。シーケンスページ１２１Ａ、
１２１Ｂ、・・・によって、ＭＡＣ値がディレクトリ毎
に閉じて管理されるため、データ改竄チェックをディレ
クトリ毎に行うことができる。

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、著作権保護さ
れ、記録媒体に記録されたコンテンツファイルに対する
改竄の有無をチェックするようなデータ改竄チェック装
置および方法、ならびに、記録媒体に関する。
【０００２】
【従来の技術】近年、ＤＶＤ(Digital Versatile Disk)
に代表される、高密度光ディスクの開発が進み、それに
伴い、規格の標準化が進められた。この標準化により、
ＵＤＦ(Universal Disk Format)が策定された。ＤＶＤ
が書き換え可能とされたＤＶＤ−ＲＡＭ(DVD-Random Ac
cess Memory)は、このＵＤＦに従った論理フォーマット
が用いられる。また、ＣＤ−ＲＯＭ(Compact Disc-Read
Only Memory)が書き込み可能とされたＣＤ−Ｒや、書
き換え可能とされＣＤ−ＲＷも、このＵＤＦを適用可能
である。
【０００３】ＵＤＦにおいては、階層的なファイルシス
テムが用いられ、ルートディレクトリに格納された情報
からサブディレクトリが参照され、サブディレクトリに
格納された情報から、さらに別のサブディレクトリの参
照や、実体的なファイルの参照がなされる。
【０００４】上述について、より具体的に説明する。デ
ィスク上の記録領域は、セクタを最小単位としてアクセ
スされ、例えばＤＶＤ−ＲＡＭでは、ディスクの内側か
ら外側へとアクセスがなされる。最内周側から、リード
イン領域に続けてボリューム情報が書き込まれる領域
（ここでは、システム領域とする）が配され、ここに、
ルートディレクトリのファイルエントリ(File Entry:以
下、ＦＥと略称する)が書き込まれる位置が示される。
ＦＥは、ルートディレクトリ、サブディレクトリおよび
ファイルのアドレスと長さの情報であるアロケーション
ディスクリプタ(Allocation Descriptor:以下、ＡＤと
略称する)からなる。
【０００５】ルートディレクトリのＦＥにおいて、ＡＤ
によって実体としてのルートディレクトリの論理アドレ
スと長さとが示される。ルートディレクトリは、１また
は複数のファイル識別記述子(File Identifier Descrip
tor:以下、ＦＩＤと略称する)を含み、ＦＩＤによっ
て、ルートディレクトリ下にあるサブディレクトリのＦ
ＥやファイルのＦＥが参照される。これらのＦＥによっ
て、それぞれ対応するサブディレクトリやファイルの実
体が参照される。また、サブディレクトリの実体は、さ
らに１または複数のＦＩＤを含む。すなわち、ＵＤＦに
おいて、ルートディレクトリ以外は、ＦＩＤおよびＦＥ
をポインタとして、ＦＩＤ、ＦＥおよび実体の順にアク
セスが行われる。
【０００６】ところで、記録媒体に記録された情報デー
タの著作権保護に関する技術要素の一つとして、改竄チ
ェックがある。これは、記録された情報データに対する
不正な改竄の防止と、情報データが不正に改竄されてし
まった場合の改竄の検出を行うための技術である。さら
に、この改竄チェックは、情報データを、その情報デー
タが記録された記録媒体で閉じたものとして縛ること
で、情報データの不正な複写を防止することができるの
で、著作権保護においては、非常に重要な技術要素であ
るということがいえる。
【０００７】従来のデータ改竄チェック方法について、
概略的に説明する。情報データの単位であるファイル
（コンテンツ）毎に、当該ファイルの重要管理情報、著
作権情報および状態情報などの属性情報から、一意に生
成され、且つ、逆演算による源情報の同定が困難である
ような改竄チェック値を求める。求められた改竄チェッ
ク値は、記録媒体上に設けられた、ユーザが容易にアク
セスできないエリアやファイルである改竄チェック管理
値スペースに書き込まれる。当該記録媒体を再生したと
きに、再生データに基づき改竄チェック値を求め、求め
られた改竄チェック値と、改竄チェック値管理スペース
に書き込まれた改竄チェック値とを比較することで、不
正なファイルの移動や複写が行われたかどうかをチェッ
クする。
【０００８】同様に、同一記録媒体上に存在する全ての
ファイルを対象に、改竄チェック値を求めることで、不
正なファイルの移動や複写が行われたかどうかをチェッ
クする方法も、実施されている。
【０００９】改竄チェック値を求める方法としては、例
えばＩＳＯ／ＩＥＣ９７９７に規定されているＭＡＣ(M
essage Authentication Code)と称される演算方法が知
られている。ここで、ファイル毎の改竄チェック値その
ものを指してＭＡＣと呼ぶことがあり、このとき特に、
同一記録媒体上にある全てのファイルが対象とされた改
竄チェックをＩＣＶ(Integrity Check Value)と呼ん
で、両者の差別化を図ることがある。以下では、ファイ
ル毎の改竄チェック値をＭＡＣと称し、同一記録媒体上
の全てのファイルが対象にされた改竄チェック値をＩＣ
Ｖと称する。
【００１０】
【発明が解決しようとする課題】従来の改竄チェック方
法では、上述したように、記録媒体上のファイル毎にＭ
ＡＣを生成する。一方、近年では、記録媒体の大容量化
が著しく進んでいる。記録媒体の容量が大きくなればな
るほど記録媒体上に存在するファイル数も膨大になり、
それに伴い、ＭＡＣの量も膨大になることが予想され
る。上述した改竄チェック方法の手続として、チェック
を行うタイミングにおいて、記録媒体上に存在するファ
イルなどに基づき現状のＭＡＣおよびＩＣＶを演算する
ことが必要となる。その際に、特にディスク状の記録媒
体においては、その構造上、駆動系が存在し、ＭＡＣお
よびＩＣＶを求める情報を得るためになされるアクセス
に要する時間が多くかかってしまうという問題点があっ
た。また、これは、ユーザによってもストレスになると
いう問題点があった。
【００１１】さらに、同一記録媒体上に、様々な種類の
コンテンツが存在する場合、この記録媒体を再生するア
プリケーションソフトウェアやセット機器によっては、
対象外になるようなコンテンツファイルについても、毎
回改竄チェック手続に含まれることになる。このような
場合、改竄チェックに費やされる時間が余計にかかって
しまうことになり、時間効率が悪いという問題点があっ
た。
【００１２】さらにまた、あるタイミングで特定のファ
イルについて改竄チェック手続を行わなければならない
場合も考えられる。このような場合、アプリケーション
ソフトウェアやセット機器では、当該記録媒体について
の最初の改竄チェックの際に保持された、当該ファイル
のＭＡＣリストの中から、対応するＭＡＣを検索し、検
索されたＭＡＣを用いて改竄チェックを行う。この場
合、上述のように記録媒体が大容量となり、記録媒体上
に存在するファイル数が膨大となると、ＭＡＣリストも
膨大となり、そのリストの中から対応するＭＡＣを特定
するには多くの時間を費やす必要があり、上述と同様
に、時間効率が悪いという問題点があった。
【００１３】この問題に対する解決策の一例として、Ｍ
ＡＣを格納するエリアを固定長として、ファイル番号な
どと合わせて直接的にＭＡＣの格納場所を特定する方法
がある。しかしながら、大容量の記録媒体の場合、その
コンテンツ格納能力からかなりの大きさのエリアをその
ために確保する必要があるという問題点があった。
【００１４】また、この方法では、ＭＡＣを格納するエ
リアが固定長とされるために、ファイル数などを制限す
る必要があり、実用的とはいえないという問題点があっ
た。
【００１５】したがって、この発明の目的は、データの
改竄チェックを効率的に行うことができるデータ改竄チ
ェック装置および方法、ならびに、記録媒体を提供する
ことにある。
【００１６】
【課題を解決するための手段】この発明は、上述した課
題を解決するために、記録媒体に記録されたデータが改
竄されていないかどうかチェックするデータ改竄チェッ
ク装置において、１または複数のファイルをまとめた上
位概念であるディレクトリに属する１または複数のファ
イルのそれぞれについて、ファイルの属性情報に基づき
一意且つ逆演算による可逆性を持たない所定の演算方法
でファイル毎に演算された複数の第１の演算値を含むリ
スト型データ構造を、１または複数含むデータブロック
が、記録媒体上のファイルシステムがアクセスしない領
域に記録されると共に、第１の演算値が対応するファイ
ルにそれぞれ書き込まれた記録媒体から、データブロッ
クとファイルとをそれぞれ読み出す読み出し手段と、読
み出し手段によって読み出されたファイルの属性情報に
基づき所定の演算方法で演算された第２の演算値と、読
み出し手段によって読み出されたデータブロックのう
ち、読み出し手段によって読み出されたファイルが属す
るディレクトリに対応したリスト型データ構造に含まれ
る、ファイルに対応した第１の演算値とを比較する比較
手段とを有し、比較手段による比較結果に基づき、第２
の演算値と第１の演算値とが一致しないときに、ファイ
ルが改竄されたと判断することを特徴とするデータ改竄
チェック装置である。
【００１７】また、この発明は、記録媒体に記録された
データが改竄されていないかどうかチェックするデータ
改竄チェック方法において、１または複数のファイルを
まとめた上位概念であるディレクトリに属する１または
複数のファイルのそれぞれについて、ファイルの属性情
報に基づき一意且つ逆演算による可逆性を持たない所定
の演算方法でファイル毎に演算された複数の第１の演算
値を含むリスト型データ構造を、１または複数含むデー
タブロックが、記録媒体上のファイルシステムがアクセ
スしない領域に記録されると共に、第１の演算値が対応
するファイルにそれぞれ書き込まれた記録媒体から、デ
ータブロックとファイルとをそれぞれ読み出す読み出し
のステップと、読み出しのステップによって読み出され
たファイルの属性情報に基づき所定の演算方法で演算さ
れた第２の演算値と、読み出しのステップによって読み
出されたデータブロックのうち、読み出しのステップに
よって読み出されたファイルが属するディレクトリに対
応したリスト型データ構造に含まれる、ファイルに対応
した第１の演算値とを比較する比較のステップとを有
し、比較のステップによる比較結果に基づき、第２の演
算値と第１の演算値とが一致しないときに、ファイルが
改竄されたと判断することを特徴とするデータ改竄チェ
ック方法である。
【００１８】また、この発明は、１または複数のファイ
ルをまとめた上位概念であるディレクトリを有するファ
イル構造でデータが記録される記録媒体において、１ま
たは複数のファイルをまとめた上位概念であるディレク
トリに属する１または複数のファイルのそれぞれについ
て、ファイルの属性情報に基づき一意且つ逆演算による
可逆性を持たない所定の演算方法でファイル毎に演算さ
れた複数の第１の演算値を含むリスト型データ構造を、
１または複数含むデータブロックが、ファイルシステム
がアクセスしない領域に記録されると共に、第１の演算
値が対応するファイルにそれぞれ書き込まれることを特
徴とする記録媒体である。
【００１９】上述したように、この発明によれば、１ま
たは複数のファイルをまとめた上位概念であるディレク
トリに属する１または複数のファイルのそれぞれについ
て、ファイルの属性情報に基づき一意且つ逆演算による
可逆性を持たない所定の演算方法でファイル毎に演算さ
れた複数の第１の演算値を含むリスト型データ構造を、
１または複数含むデータブロックが、記録媒体上のファ
イルシステムがアクセスしない領域に記録されると共
に、第１の演算値が対応するファイルにそれぞれ書き込
まれた記録媒体から、データブロックとファイルとをそ
れぞれ読み出して、読み出されたファイルの属性情報に
基づき所定の演算方法で演算された第２の演算値と、読
み出されたデータブロックのうち、読み出し手段によっ
て読み出されたファイルが属するディレクトリに対応し
たリスト型データ構造に含まれる、ファイルに対応した
第１の演算値とを比較し、比較結果に基づき、第２の演
算値と第１の演算値とが一致しないときに、ファイルが
改竄されたと判断するようにしているため、時間的に効
率よくデータ改竄チェックを行うことができる。
【００２０】
【発明の実施の形態】以下、この発明の実施の一形態
を、図面を参照しながら説明する。先ず、理解を容易と
するために、記録媒体にディスクを用いた場合における
基本的なデータ改竄チェック方法について、図１および
図２を用いて説明する。ここで説明する基本的な改竄チ
ェック方法は、ＩＳＯ／ＩＥＣ９７９７のＭＡＣ(Messa
ge Authentication Code)による演算方法を導入したも
のである。なお、以下では、ファイル毎に求められる改
竄チェック値そのものをＭＡＣ値と称し、同一記録媒体
上にある全てのファイルを対象として求められる改竄チ
ェック値を、ＩＣＶ(Integrity Check Value)と称す
る。
【００２１】図１は、ディスク記録媒体に新たにファイ
ル＃１および＃２が追加されたときの改竄チェック方法
を概略的に示す一例の機能ブロック図である。ディスク
記録媒体（以下、ディスクと略称する）１１０のユーザ
データ領域１１０Ａに記録されたファイルのそれぞれに
ついて、ＭＡＣの演算手法に基づきＭＡＣ値が求められ
る。例えば、図１に示されるファイル＃１のように、著
作権情報やファイルの重要情報などのファイルの属性情
報と、当該ファイルに固有な鍵となる情報、例えばその
ファイルの実データ部分を暗号化する際に用いられたコ
ンテンツ鍵とを用い、ＭＡＣ演算部１１２Ａによって所
定の演算がなされ、ＭＡＣ値＃１が求められる。
【００２２】他のファイルについても同様にしてＭＡＣ
値が求められる。例えばファイル＃２では、上述と同様
にコンテンツ鍵と、ファイルの重要情報および著作権保
護条件などのファイルの属性情報から、ＭＡＣ演算部１
１２ＢによってＭＡＣ値＃２が求められる。
【００２３】ＭＡＣ値は、上述の著作権情報、ファイル
の重要情報およびコンテンツ鍵などに限らず、ファイル
の再生回数や複製回数などをさらに用いて求めるように
してもよい。例えば、ファイルの複製回数をさらに用い
てＭＡＣ値を求めることにより、ファイルのコピー世代
の制限を行うことができる。
【００２４】なお、ＭＡＣ値は、与えられた値に基づき
一方向性の関数であるハッシュ関数を用いて生成される
値であり、ＭＡＣ値から逆演算を行って元の値を求める
ことはできない。
【００２５】このようにして、ファイル＃１および＃２
についてそれぞれ生成されたＭＡＣ値＃１および＃２
は、それぞれ対応するファイルのヘッダ情報として、対
応するファイルに格納される。それと共に、ＭＡＣ値＃
１および＃２は、ディスク１１０の記録領域のうち、ユ
ーザが容易にアクセスできない領域、例えばディスク１
１０に用意されたリードイン領域１１０Ｂにまとめて格
納される。リードイン領域１１０Ｂは、そのディスク１
１０が扱われるシステムにおいて、ファイルシステムが
アクセスしない領域、すなわち、当該ファイルシステム
において論理アドレス上では存在しない領域である。
【００２６】さらに、ファイル毎に生成されたＭＡＣ値
＃１および＃２は、ＭＡＣ演算部１１３に入力される。
ＭＡＣ演算部１１３には、さらにＩＣＶ演算用鍵が入力
され、このＩＣＶ演算用鍵と、入力されたＭＡＣ値＃１
および＃２とからＩＣＶを生成する。このＩＣＶは、デ
ィスク１１０上において対象となる全てのファイルの情
報が反映された値となっている。生成されたＩＣＶは、
上述したＭＡＣ値＃１および＃２と同様に、ディスク１
１０のリードイン領域１１０Ｂに記録される。
【００２７】このように、ディスク１１０上に新規にフ
ァイル＃１および＃２が追加された場合には、リードイ
ン領域１１０Ｂには、ファイル毎の改竄チェック値であ
るＭＡＣ値＃１および＃２と、ディスク１１０上におい
て対象となる全てのファイルの情報が反映された改竄チ
ェック値であるＩＣＶとが記録される。ここでは、改竄
チェックに関連する情報が格納される、リードイン領域
１１０Ｂのような領域およびその領域におけるデータ構
造を、シーケンスブロックと称する。図１において、シ
ーケンスブロック１１４に対してファイル毎のＭＡＣ値
＃１、＃２と、ＩＣＶとが格納される。シーケンスブロ
ック１１４は、上述したように。ディスク１１０の記録
領域のうち、ユーザが容易にアクセスできない、例えば
リードイン領域１１０Ｂに記録される。
【００２８】図２は、ディスク１１０上で、例えばある
特定のファイルを再生／移動する場合や、システムにお
いて改竄チェックが要求されたタイミングにおける一例
の手続を示す機能ブロック図である。ある特定のファイ
ルについての改竄チェックは、ＭＡＣ値を用いて行われ
る。例えばファイル＃１が再生あるいは移動される場
合、先ず、図１を用いて既に説明した方法により、当該
ファイルに関して、ＭＡＣ値が生成される。ファイル＃
１に関して生成されるこのＭＡＣ値を、ＭＡＣ値＃１’
とする。
【００２９】一方、ファイル＃１がこのディスク１１０
に記録された際に生成され、ファイル＃１のヘッダ部に
格納されたＭＡＣ値＃１と、ヘッダ部へのＭＡＣ＃１の
格納と共にリードイン領域１１０Ｂのシーケンスブロッ
ク１１４に格納されたＭＡＣ＃１とが取り出される。取
り出されたこれらのＭＡＣ値＃１と、上述のＭＡＣ値＃
１’とが比較部１１５Ａにおいて比較される。この比較
により、ＭＡＣ値＃１’がヘッダ部から取り出されたＭ
ＡＣ値＃１およびシーケンスブロック１１４から取り出
されたＭＡＣ値＃１と一致しない場合には、ファイル＃
１に対して不正に改竄が行われたおそれがあると判断さ
れ、システムにおいてエラー処理がなされる。
【００３０】また、ディスク１１０上の全てのファイル
を対象とした改竄チェックは、シーケンスブロック１１
４に格納されたＩＣＶを用いて行われる。例えばディス
ク１１０上のあるファイル（ファイル＃１とする）が再
生あるいは移動される場合、先ず、上述と同様にして、
ディスク１１０上に存在する全てのファイルについてＭ
ＡＣ値が生成され、生成された、全てのファイルについ
てもＭＡＣ値に対して、ＭＡＣ演算部１１３において、
ＩＣＶ演算用鍵を用いてＩＣＶ’が生成される。
【００３１】一方、ディスク１１０のリードイン領域１
１０Ｂのシーケンスブロック１１４に格納されたＩＣＶ
が取り出される。シーケンスブロック１１４から取り出
されたこのＩＣＶと、ディスク１１０上の全てのファイ
ルのＭＡＣ値から生成されたＩＣＶ’とが比較部１６で
比較される。比較の結果、両者が一致しなければ、ディ
スク１１０上においてファイルの不正な移動やコピー、
消去などが行われたと判断され、システムにおいてエラ
ー処理がなされる。
【００３２】上述の基本的な改竄チェック方法を踏まえ
て、この発明の実施の第１の形態による改竄チェック方
法について説明する。図３は、この実施の一形態による
改竄チェック値のデータ構造を概略的に示す。この実施
の第１の形態は、上述の図１および図２で示した基本構
成における、シーケンスブロック１１４の構造にポイン
トを置いたものである。適用される記録媒体は、上述し
たような、ディスク状記録媒体であるディスク１１０が
想定されている。なお、この実施の第１の形態では、適
用可能な記録媒体はディスク状記録媒体に限られない。
【００３３】シーケンスブロック１１４は、１または複
数のシーケンスページ１２１Ａ、１２１Ｂ、・・・とデ
ィスク１１０上の全てのファイルについての改竄チェッ
ク値ＩＣＶとからなる。シーケンスページ１２１Ａ、１
２１Ｂ、・・・のそれぞれは、ディスク１１０上のファ
イル毎の改竄チェック値、例えばＭＡＣ値が複数、リス
ト構造として格納されるデータ構造とされている。各フ
ァイルとＭＡＣ値との対応付けは、例えば、ファイルシ
ステムによって構築されるファイルの木構造の探索順に
対応した順序で、シーケンスページにおけるＭＡＣ値の
エントリを並べることでなされる。
【００３４】また、ディスク１１０上のファイルは、１
または複数のファイルが上位概念であるディレクトリと
してまとめられる。シーケンスページ＃１、＃２、・・
・のそれぞれは、格納されるＭＡＣ値に対応するファイ
ルがまとめられたディレクトリに対応付けられる。例え
ば、各ディレクトリ１２２Ａ、１２２Ｂ、・・・と各シ
ーケンスページ１２１Ａ、１２１Ｂ、・・・とが互いに
対応がとれるようなＩＤを格納するフィールドを、シー
ケンスページ１２１Ａ、１２１Ｂ、・・・にそれぞれ規
定することで、各ディレクトリ１２２Ａ、１２２Ｂ、・
・・と各シーケンスページ１２１Ａ、１２１Ｂ、・・・
との対応をとることができる。
【００３５】例えばシーケンスページ１２１Ａ、１２１
Ｂ、・・・は、ディスク１１０上に形成されたディレク
トリ１２２Ａ、１２２Ｂ、・・・とそれぞれ対応付けら
れている。シーケンスページ１２１Ａ、１２１Ｂ、・・
・は、対応するディレクトリに含まれるファイルそれぞ
れから生成されたＭＡＣ値と、当該ディレクトリに含ま
れる全てのファイルのＭＡＣ値を入力として生成された
ＩＣＶとが格納される。
【００３６】一例として、ディレクトリ１２２Ａと対応
付けられるシーケンスページ１２１Ａは、ディレクトリ
１２２Ａに格納されるファイル＃１［０］、＃１
［１］、・・・、＃１［ｎ−１］（図示しない）のそれ
ぞれから生成されたＭＡＣ値＃１［０］、＃１［１］、
・・・、＃１［ｎ−１］と、ファイル＃１［０］、＃１
［１］、・・・、＃１［ｎ−１］の全てのＭＡＣ値から
生成されたＩＣＶとからなる。
【００３７】なお、以下では、ディレクトリに含まれる
全てのファイルのＭＡＣ値を入力として生成されたＩＣ
Ｖを、Ｄ−ＩＣＶと称する。また、図３において、「＃
１」、「＃２」は、対応するディレクトリを区別するた
め、括弧［］の内容は、当該ディレクトリに格納される
ファイルを区別するために記される。
【００３８】さらに、上述したシーケンスブロック１１
４に格納されるＩＣＶは、各シーケンスページ１２１
Ａ、１２１Ｂ、・・・に格納される全てのＤ−ＩＣＶ＃
１、＃２、・・・を入力として生成される。したがっ
て、シーケンスブロック１１４に格納されるＩＣＶは、
結果的に、ディスク１１０全体のファイルに対するＭＡ
Ｃ値が反映された値となる。
【００３９】上述したように、各シーケンスページ１２
１Ａ、１２１Ｂ、・・・に格納されるＭＡＣ値の数は、
対応するディレクトリ１２２Ａ、１２２Ｂ、・・・に格
納されるファイル数に応じて変わる。同様に、シーケン
スブロック１１４に格納されるシーケンスページ１２１
Ａ、１２１Ｂ、・・・の数は、ディスク１１０に作成さ
れるディレクトリ１２２Ａ、１２２Ｂ、・・・の数に応
じて変わる。したがって、シーケンスブロック１１４
は、可変長領域として構築されると共に、シーケンスブ
ロック１１４中の各シーケンスページ１２１Ａ、１２１
Ｂ、・・・も、それぞれ可変長領域として構築される。
【００４０】図４は、ディスク１１０の一例の物理フォ
ーマットを部分的に示す。ディスク１１０がディスク内
周側から外周側へとデータを記録していく場合、図４の
上側がディスク内周側、下側が外周側にそれぞれ相当す
る。ディスク内周側からリードイン領域１１０Ｂが配置
されている。リードイン領域１１０Ｂの外側から、ユー
ザデータ領域が開始される。ユーザデータ領域は、論理
アドレスが与えられ、このディスク１１０を扱うファイ
ルシステムによってアクセス可能とされた領域である。
一方、リードイン領域１１０Ｂは、上述したように、論
理アドレス上では存在せず、ファイルシステムがアクセ
スしない領域である。
【００４１】リードイン領域１１０Ｂの先頭に、メディ
アＩＤが記録される領域１３０が例えば１３２バイトの
大きさで設けられる。メディアＩＤの領域の後ろにエン
ボス領域１３１が配され、エンボス領域１３１の次か
ら、リードイン領域１１０Ｂの最後までが書き替え可能
な領域１３２とされる。シーケンスブロック１１４は、
この書き替え可能な領域１３２の所定位置に２重書きさ
れる。シーケンスブロック１１４が２重書きされたそれ
ぞれを、シーケンスブロック１１４Ａ、シーケンスブロ
ック１１４Ｂとする。
【００４２】この書き替え可能な領域１３２の所定位置
から開始される、大きさが例えば１２８ｋバイトの固定
領域１３３に、シーケンスブロック１１４Ａが書き込ま
れる。そして、固定領域１３３に続けて配される大きさ
が例えば１２８ｋバイト固定領域１３３’には、シーケ
ンスブロック１１４Ａと同一のデータからなるシーケン
スブロック１１４Ｂが書き込まれる。
【００４３】例えば固定領域１３３において、シーケン
スブロック１１４Ａは例えば前詰めで書き込まれ、固定
領域１３３内で余った領域１３４は、スタッフィングバ
イトで埋められる。固定領域１３３’も、固定領域１３
３と同様な構成とされる。
【００４４】図５は、シーケンスブロック１１４Ａおよ
び１１４Ｂの一例の論理フォーマットを示す。図中、
「０ｘ」から始まる数値は、１６進表記されていること
を示す。ここでは、シーケンスブロック１１４Ａを例に
とって説明する。横方向にバイトが示されている。最初
の２バイトのフィールド「ＳＰＥ Ｎｕｍ」には、この
シーケンスブロック１１４Ａにエントリされているシー
ケンスページの総エントリ数が格納される。次の４バイ
トのフィールド「Ｂｌｏｃｋ Ｓｉｚｅ」は、シーケン
スブロック１１４Ａ自身のサイズが格納される。シーケ
ンスブロック１１４Ａの先頭バイトから最終エントリの
最終バイトまでのバイト数が格納される。
【００４５】フィールド「Ｂｌｏｃｋ Ｓｉｚｅ」に続
く４バイトには、フィールド「Ｒｅｖｉｓｉｏｎ」が配
される。フィールド「Ｒｅｖｉｓｉｏｎ」は、このシー
ケンスブロック１１４Ａの書き替え回数およびこのシー
ケンスブロック１１４Ａが有効／無効のどちらの状態に
あるかを示す値Ｒｅｖｉｓｉｏｎが格納される。値Ｒｅ
ｖｉｓｉｏｎは、初期状態が「０」とされ、このシーケ
ンスブロック１１４Ａが書き替えられる度に、値が
「１」ずつ増加される。また、このシーケンスブロック
１１４Ａが無効であるか、または、書き替え途中である
場合には、値Ｒｅｖｉｓｉｏｎ＝Ｉｎｖａｌｉｄ Ｎｕ
ｍとされ、その旨が示される。値Ｉｎｖａｌｉｄ Ｎｕ
ｍは、例えば値「０ｘＦＦＦＦＦＦＦＦ」で示される。
【００４６】「Ｒｅｖｉｓｉｏｎ」に続く６バイトおよ
びその次の１６バイトは、システム予約されている。こ
のシステム予約バイトにＩＣＶを格納することができ
る。１３３バイト目からシーケンスページ１２１Ａ、１
２１Ｂ、・・・がエントリされる。ディスク１１０上に
存在する全てのディレクトリに対応したシーケンスペー
ジの情報がエントリされたら、例えば全て「０」からな
るスタッフィングバイトで以て、シーケンスブロック１
１４Ａが格納される固定領域１３３が、最終バイトまで
埋め尽くされる。なお、フィールド「Ｂｌｏｃｋ Ｓｉ
ｚｅ」にシーケンスブロック１１４Ａ自身のサイズ情報
が記述されているため、スタッフィングバイトは、必ず
しも必要ではない。
【００４７】このように、この実施の一形態では、シー
ケンスブロックが、ディスク１１０上に存在するディレ
クトリ毎に一対一に対応したデータ構造であるシーケン
スページの集合体で構成される。
【００４８】図６は、シーケンスページ１２１Ａ、１２
１Ｂ、・・・の一例の論理フォーマットを示す。図中、
「０ｘ」から始まる数値は、１６進表記されていること
を示す。ここでは、シーケンスページ１２１Ａを例にと
って説明する。最初の２バイトのフィールド「Ｐａｇｅ
ＩＤ」は、このシーケンスページ１２１Ａとディスク
１１０上のファイルシステムにおけるディレクトリとを
関連付けるためのＰａｇｅ ＩＤが格納される。次の２
バイトのフィールド「Ｅｎｔｒｙ Ｎｕｍ」は、このシ
ーケンスページ１２１ＡにエントリされているＭＡＣ値
の総数が格納される。次の４バイトのフィールド「Ｐａ
ｇｅ Ｓｉｚｅ」は、シーケンスページ１２１Ａ自身の
サイズが格納される。シーケンスページ１２１Ａの先頭
バイトから最終エントリの最終バイトまでのバイト数が
格納される。次の８バイトは、システム予約されてい
る。
【００４９】１７バイト目のフィールド「Ｄ−ＩＣＶ」
は、Ｄ−ＩＣＶが格納される。そして、続く３３バイト
目からＭＡＣ値が格納される。ＭＡＣ値は、例えば６４
ビットすなわち８バイトの固定長とされている。ＭＡＣ
値は、シーケンスページ１２１Ａの１７バイト目から８
バイトずつ詰め込まれる。
【００５０】このように、この実施の一形態では、シー
ケンスページには、ディスク１１０上のディレクトリと
一対一で対応をとれるような値が格納される、フィール
ド「Ｐａｇｅ ＩＤ」が規定されている。そのため、改
竄チェック手続においては、シーケンスブロック１１４
Ａ内の特定のシーケンスページだけを対象とした処理を
行うことができる。すなわち、この実施の第１の形態に
よれば、ディスク１１０上の特定のディレクトリだけを
対象としてデータ改竄チェックを行うことができる。
【００５１】この実施の一形態では、上述のシーケンス
ブロック１１４Ａおよび１１４Ｂは、互いにバックアッ
プとして機能する。すなわち、ディスク上のファイルの
再生や変更、複写などがなされる場合に、一方は当該処
理が開始されると共に更新され、他方は当該処理中は更
新を禁止し、当該処理が終了すると共に更新されるよう
にする。これにより、当該処理途中に例えば電源が切ら
れるなどしてシステムダウンしても、シーケンスブロッ
ク１１４Ａおよび１１４Ｂのうち何方か一方は正常に残
っており、ディスク１１０の状態を後に復帰させること
が容易である。
【００５２】図７は、この実施の一形態によるシーケン
スブロック１１４Ａおよび１１４Ｂの更新手続きを示
す。図７Ａおよび図７Ｂは、シーケンスブロック１１４
Ａおよび１１４Ｂにおけるフィールド「Ｒｅｖｉｓｉｏ
ｎ」の状態の遷移をそれぞれ示す。なお、図７におい
て、図の上側から下側へ時間が進行しているものとす
る。時刻Ａで、ディスク１１０上に記録されるファイル
の更新や複写、あるいはファイルの新規の記録などのフ
ァイル処理が開始され、時刻Ｂで当該処理が終了するも
のとする。また、図７Ｃは、各時刻におけるフィールド
「Ｒｅｖｉｓｉｏｎ」の値を示す。シーケンスブロック
１１４Ａおよび１１４Ｂのフィールド「Ｒｅｖｉｓｉｏ
ｎ」の値は、当初、共にＲｅｖｉｓｉｏｎ＝ｎ−１であ
るとする。
【００５３】時刻Ａでディスク１１０上のファイルに対
するファイル処理が開始されると、シーケンスブロック
１１４Ｂが一旦削除される。このとき、シーケンスブロ
ック１１４Ｂのフィールド「Ｒｅｖｉｓｉｏｎ」だけが
値をＲｅｖｉｓｉｏｎ＝Ｉｎｖａｌｉｄ Ｎｕｍに変更
されて残される。あるいは、時刻Ａでのファイル処理の
開始と共に、既存のシーケンスブロック１１４Ｂが、値
Ｒｅｖｉｓｉｏｎ＝Ｉｎｖａｌｉｄとされたフィールド
「Ｒｅｖｉｓｉｏｎ」（およびフィールド「ＳＰＥ Ｎ
ｕｍ」、フィールド「ブロックサイズ」）のみからなる
シーケンスブロック１１４Ｂで上書きされる。
【００５４】一方、シーケンスブロック１１４Ａは、時
刻Ａでディスク１１０上でのファイル処理が開始されて
も、何も変化されず、フィールド「Ｒｅｖｉｓｉｏｎ」
の値も、Ｒｅｖｉｓｉｏｎ＝ｎ−１のままとされる。
【００５５】時刻Ｂになり当該ファイル処理が終了され
ると、ファイル処理の結果を反映し、フィールド「Ｒｅ
ｖｉｓｉｏｎ」の値がＲｅｖｉｓｉｏｎ＝ｎとされたシ
ーケンスブロック１１４Ｂが書き込まれる。すなわち、
フィールド「Ｒｅｖｉｓｉｏｎ」の値がファイル処理前
の値よりも１だけ大きくされる。勿論、ディスク１１０
上の全てのファイルおよびディレクトリに関するＭＡＣ
値およびＤ−ＩＣＶも計算し直されシーケンスページが
再構築され、シーケンスブロック１１４Ｂに格納され
る。
【００５６】このシーケンスブロック１１４Ｂの書き込
みが終了すると、シーケンスブロック１１４Ａの書き込
みが開始される。先ず、シーケンスブロック１１４Ａの
フィールド「Ｒｅｖｉｓｉｏｎ」の値がＲｅｖｉｓｉｏ
ｎ＝Ｉｎｖａｌｉｄ Ｎｕｍとされ、シーケンスブロッ
ク１１４Ａが無効化される（時刻Ｃ）。そして、当該フ
ァイル処理の結果を反映し、フィールド「Ｒｅｖｉｓｉ
ｏｎ」の値がＲｅｖｉｓｉｏｎ＝ｎとされたシーケンス
ブロック１１４Ａが書き込まれる。これ以降は、シーケ
ンスブロック１１４Ａおよび１１４Ｂは、同一データか
らなり、フィールド「Ｒｅｖｉｓｉｏｎ」においては同
一のＲｅｖｉｓｉｏｎ＝ｎを有する。
【００５７】このようにして、シーケンスブロック１１
４Ａおよび１１４Ｂの更新を行うことで、図７で示され
るどの時刻をとってもシーケンスブロック１１４Ａおよ
び１１４Ｂのどちらか一方は、必ず有効とされている。
そのため、データの記録や複写などといったファイル処
理の途中に、何らかの理由によりシステムがダウンして
も、救済処理が可能である。
【００５８】すなわち、システム復帰した際に、現状に
おけるディスク１１０上のファイルおよびディレクトリ
からＭＡＣ値、ＩＣＶおよびＤ−ＩＣＶを生成し、生成
されたこれらの値と、シーケンスブロック１１４Ａおよ
び１１４Ｂのうちシステム復帰直後に有効となっている
シーケンスブロックの内容とを比較する。両者の差分を
求めることで、何らかの救済措置をとることが可能であ
る。
【００５９】図８は、この救済措置を含めたシーケンス
ブロックの更新手続きの一例の処理を示すフローチャー
トである。このフローチャートによる処理は、シーケン
スブロック１１４Ａおよび１１４Ｂに記録されているデ
ータが更新される場合に実行されるものである。
【００６０】先ず、最初のステップＳ１０で、シーケン
スブロック１１４Ａおよび１１４Ｂのフィールド「Ｒｅ
ｖｉｓｉｏｎ」の値（それぞれＲｅｖｉｓｉｏｎ＃１、
Ｒｅｖｉｓｉｏｎ＃２とする）が比較される。比較の結
果、Ｒｅｖｉｓｉｏｎ＃１とＲｅｖｉｓｉｏｎ＃２とが
一致していなければ、処理はステップＳ１１に移行す
る。
【００６１】ステップＳ１１では、シーケンスブロック
１１４Ａおよび１１４Ｂのうち、フィールド「Ｒｅｖｉ
ｓｉｏｎ」の値がＲｅｖｉｓｉｏｎ≠Ｉｎｖａｌｉｄ
Ｎｕｍであるシーケンスブロックのデータが読み出され
る。読み出される対象となるデータは、そのシーケンス
ブロックに格納された各シーケンスページのデータであ
る。このデータをデータＡとする。
【００６２】次のステップＳ１２では、現状のディスク
１１０上のデータに基づきＭＡＣ演算がなされ、新たに
シーケンスブロックのデータが生成される。このときに
は、上述のステップＳ１１と同様に、生成される対象と
なるデータは、ディスク１１０上のファイルやディレク
トリに基づくシーケンスページである。このデータをデ
ータＢとする。
【００６３】ステップＳ１３で、上述したデータＡとデ
ータＢとが比較される。比較の結果、若し、データＡと
データＢとが一致していると判断されれば、何も問題が
無かったとされ、このフローチャートによる一連の処理
が終了され、通常処理に移行する。一方、ステップＳ１
３で、データＡとデータＢとが一致していないと判断さ
れれば、処理はステップＳ１４に移行する。
【００６４】ステップＳ１４では、データＡとデータＢ
との差分が抽出され、その差分に基づきディスク１１０
上のファイルの救済措置がとられる。例えば、データＡ
とデータＢとの差分を求めることで、ディスク１１０上
のシーケンスブロックによれば存在しているはずだが実
際には存在していないファイルやディレクトリを見つけ
出すことができる。同様に、データＡとデータＢとを比
較することで、所定のファイルの著作権情報などが書き
替えられているために、シーケンスブロックに記録され
ているＭＡＣ値とは異なるＭＡＣ値となっているファイ
ルなどを見つけ出すことができる。
【００６５】このようなファイルに対して、可能であれ
ば救済措置を施す。例えば、データの所定位置にＥＯＦ
(End OF File)を付加し、強制的にファイルを構成する
ことができる。また、不正に複写や著作権情報の書き替
えなどがなされたおそれがあるファイルについては、そ
のファイルに再生不可の属性を与えたり、そのファイル
を削除するようにしてもよい。
【００６６】こうしてデータＡおよびデータＢの差分が
抽出され、ファイル救済措置がなされた後に、図７を用
いて上述したようにして、シーケンスブロック１１４Ａ
および１１４Ｂの更新手続きがなされる。
【００６７】一方、上述したステップＳ１０で、シーケ
ンスブロック１１４Ａおよび１１４Ｂのフィールド「Ｒ
ｅｖｉｓｉｏｎ」の値であるＲｅｖｉｓｉｏｎ＃１およ
びＲｅｖｉｓｉｏｎ＃２が比較され、両者が一致してい
ると判断されれば、処理はステップＳ１５に移行する。
ステップＳ１５では、さらに、シーケンスブロック１１
４Ａおよび１１４Ｂについて、他のフィールドのデータ
が互いに一致しているかどうかが判断される。若し、両
者が一致していると判断されれは、何も問題が無かった
とされ、このフローチャートによる一連の処理が終了さ
れ、通常処理に移行する。
【００６８】一方、ステップＳ１５において、他のフィ
ールドのデータが互いに一致していないと判断されれ
ば、処理はステップＳ１６に移行し、シーケンスブロッ
ク１１４Ａあるいは２０’のエラー訂正処理がなされ
る。シーケンスブロックのエラー訂正処理がなされた
ら、このフローチャートによる一連の処理が終了され、
通常処理に移行する。
【００６９】ステップＳ１６によるエラー訂正処理は、
例えば次のようにして行うことができる。ディスク１１
０上に存在するファイルやディレクトリ情報を取得し、
取得されたそれらの情報に基づきファイル毎のＭＡＣ値
やディレクトリ毎のＤ−ＩＣＶ、さらにはディスク１１
０全体のＩＣＶを生成し、ディスク１１０上の現状での
シーケンスブロックを作成する。作成されたこのシーケ
ンスブロックと、ディスク１１０上から読み出されたシ
ーケンスブロック１１４Ａおよび１１４Ｂとをそれぞれ
比較する。そして、シーケンスブロック１１４Ａおよび
１１４Ｂのうち、新たに生成されたシーケンスブロック
と一致する方を基準にして、図７で上述したシーケンス
ブロックの更新手続きを行う。
【００７０】次に、この発明によるデータ改竄チェック
方法の第１の応用例について説明する。第１の応用例
は、ディスク１１０においてディレクトリ毎に同一種類
のファイルをまとめて格納する場合に用いて好適な例で
ある。より具体的には、１枚のディスク１１０に対して
作成される複数のディレクトリＡ、Ｂ、Ｃ、・・・は、
ディレクトリＡ、Ｂ、Ｃ、・・・毎に異なる種類のファ
イルから構成される。例えば、ディレクトリＡは静止画
像ファイル、ディレクトリＢは動画像ファイル、ディレ
クトリＣは音声ファイルから、それぞれ構成される。こ
のように、記録媒体として多用途のものを考えた場合、
同一記録媒体上に多種のデータが存在することになる。
【００７１】また、改竄チェックに関しては、一般的
に、記録媒体がアプリケーションにセットされたとき
や、ディスクドライブにディスク１１０が装填された状
態で装置の電源を投入したときなど、比較的頻繁に行わ
れることが予想される。同様に、記録媒体に対して新規
に記録を行ったり、他の記録媒体との間でファイルの複
写や移動が発生した場合には、記録媒体においてＩＣＶ
の再計算とシーケンスブロック１１４Ａおよび１１４Ｂ
の更新が行われることになる。
【００７２】なお、ここでアプリケーションとは、コン
ピュータ装置に搭載されたアプリケーションソフトウェ
アや、ハードウェアとソフトウェアとが一体的に構成さ
れた専用機的な装置など、この記録媒体に対して記録／
再生などを行える構成を指す。
【００７３】一方、アプリケーションによっては、記録
媒体上に存在する全てのデータを、必ずしも扱えるとは
限らない。例えば、音楽再生専用機の場合には、音楽フ
ァイルから構成されるディレクトリのみを対象にし、そ
のディレクトリで閉じて改竄チェック手続を行えるよう
にすれば、時間的な効率を向上させることができる。特
に、上述のディスク１１０のように、記録媒体がディス
ク形状のときには、その構造上、所定のアドレスにアク
セスするのに要する時間が比較的大きく、さらに記録容
量が大容量になるのに伴い、その時間的効率は無視でき
ないものとなる。
【００７４】この実施の第１の形態によれば、シーケン
スページは、１つのディレクトリを構成するファイル毎
のＭＡＣ値と、当該ディレクトリの全てのＭＡＣ値を入
力として生成されたＩＣＶとからなり、記録媒体上の全
てのディレクトリのそれぞれに対応付けられたシーケン
スページは、シーケンスブロックにおいてそれぞれフィ
ールドを与えられて格納される。そのため、各シーケン
スページで閉じた改竄チェックを行うことが可能であ
る。したがって、上述したような、ディレクトリ毎に同
一種類のファイルをまとめて格納する場合にこの発明に
よる改竄チェック方法を適用させることで、時間的に効
率的に改竄チェックを行うことができる。
【００７５】次に、この実施の第１の形態によるデータ
改竄チェック方法の第２の応用例について説明する。第
２の応用例は、著作権保護されたデータと、例えば個人
的に撮影や録音したデータや、著作権フリーで配信され
たような、著作権保護されていないデータとでディレク
トリを分けて記録するような場合に用いて好適な例であ
る。
【００７６】本来、上述のような著作権保護されていな
いデータは、改竄チェックなどのようなセキュリティの
システムを介さないで複写や移動、更新などを行うこと
ができる。しかしながら、このような著作権保護されて
いないデータを、上述の改竄チェックの対象としてしま
うと、そのデータを再生できなくなったり、場合によっ
ては削除されてしまったりして、ユーザビリティが損な
われてしまう。
【００７７】一方、そのファイルを改竄チェックの対象
とするかどうかを、ファイル単位で明示するような方法
も考えられる。しかしながら、この方法でも、記録媒体
全体で改竄チェック手続を閉じてしまうと、結局、その
記録媒体上の全てのファイルをスキャニングして、それ
ぞれのファイルについて改竄チェックを行うかどうかを
判断しなければならず、上述の第１の応用例で述べたの
と同様に、時間的なロスが生じてしまう。
【００７８】この発明では、上述したように、データ改
竄チェックの対象とするかどうかをディレクトリ単位で
判断することができる。したがって、著作権保護が必用
なデータと、著作権保護が必用でないデータとを互いに
異なるディレクトリに格納することで、時間的なロスを
少なく、データ改竄チェックを行うことができる。
【００７９】次に、この発明の実施の第２の形態につい
て説明する。この実施の第２の形態では、ディスク状記
録媒体そのものが有する物理的に固有で且つユニークな
情報を用いてＭＡＣ値を生成する。これにより、ファイ
ルを当該ディスク状記録媒体に対して縛ることができ、
ファイルの、他の記録媒体への違法な複写などを防止す
ることができる。
【００８０】図９は、この実施の第２の形態によるデー
タ改竄チェックを行うための基本的な処理を示す一例の
機能ブロック図である。ディスク２３０は、上述の実施
の第１の形態と同様に、ユーザデータが記録されるユー
ザデータ領域２３０Ａと、ファイルシステムによる論理
アドレスを持たないリードイン領域２３０Ｂとを有す
る。さらに、この実施の第２の形態では、ディスク２３
０に固有で改竄不可能、若しくは改竄が非常に困難な方
法で、メディア固有ＩＤがディスク２３０の所定領域に
記録されている。
【００８１】メディア固有ＩＤは、例えばリードイン領
域２３０Ｂなどのように、ユーザが簡単にはアクセスで
きないような領域に記録されるのが好ましい。さらに、
メディア固有ＩＤは、ユーザによる改竄が不可能、若し
くは改竄が困難なように、例えば、ディスク２３０の記
録膜そのものを大出力レーザで破壊する、あるいは、デ
ィスク２３０の記録面に物理的に傷を付けるといった、
破壊系の記録方法で記録されるのがより好ましい。これ
に限らず、例えばディスク２３０の出荷時に、スタンパ
などによりディスク２３０の表面や記録面に固有のＩＤ
を刻印し、これをメディア固有ＩＤとして用いることも
できる。
【００８２】ディスク２３０のユーザデータ領域２３０
Ａに記録されたファイルのそれぞれについて、ＭＡＣの
演算手法に基づき、ＭＡＣ値が計算される。このとき、
上述したメディア固有ＩＤも読み取られ、ＭＡＣ演算の
際の入力として用いられる。図９でいうと、ディスク２
３０に記録されたファイル＃１から、著作権情報やファ
イルの重要情報といったファイルの属性情報と、当該フ
ァイルに固有な鍵となる情報、例えばそのファイルの実
データ部分を暗号化する際に用いられたコンテンツ鍵と
が読み取られ、ＭＡＣ演算部２３１に供給される。一
方、ディスク２３０の例えばリードイン領域２３０Ｂに
記録されたメディア固有ＩＤが読み取られ、ＭＡＣ演算
部２３１に供給される。
【００８３】ＭＡＣ演算部２３１では、これら、各ファ
イルから得られたファイルの重要情報およびコンテンツ
鍵と、ディスク２３０に記録されたメディア固有ＩＤと
を用いて、ＭＡＣ値＃１を生成する。生成されたＭＡＣ
値＃１は、ファイル＃１のヘッダ情報としてファイル＃
１に格納されると共に、シーケンスブロック２３２に格
納される。シーケンスブロック２３２は、リードイン領
域２３０Ｂに記録される。シーケンスブロック２３２
は、上述のシーケンスブロック１４に対応し、改竄チェ
ックに関連する情報が格納される領域およびそのデータ
構造を指す。
【００８４】図１０は、この実施の第２の形態によるデ
ータ改竄チェック方法を示す一例の機能ブロック図であ
る。先ず、図１０Ａに示されるように、上述の図９で示
したのと同様な方法で、ファイル＃１上の情報とメディ
ア固有ＩＤとからＭＡＣ値＃１が生成され、生成された
ＭＡＣ値＃１がファイル＃１のヘッダ情報としてファイ
ル＃１に格納される。また、ＭＡＣ値＃１は、ディスク
２３０上の他のファイルのＭＡＣ値と共に、シーケンス
ブロック２３２に格納される。ここで、このファイル＃
１がディスク２３０とは異なるディスク２３０’に正規
手続きを踏まずに複写あるいは移動された場合を考え
る。
【００８５】ディスク２３０’には、上述と同様にし
て、例えばリードイン領域２３０Ｂにメディア固有ＩＤ
が記録されている。なお、ディスク２３０および２３
０’に記録されているメディア固有ＩＤを、それぞれメ
ディア固有ＩＤ−１、メディア固有ＩＤ−２と称する。
メディア固有ＩＤは、記録メディアに対して固有であっ
て、ディスク２３０のメディア固有ＩＤ−１と、ディス
ク２３０’のメディア固有ＩＤ−２とは、互いに異なる
値となる。
【００８６】ファイルが複写あるいは移動されると、図
１０Ｂに示されるように、移動先のディスク２３０’に
おいてデータ改竄チェックが行われる。先ず、ディスク
２３０’上のファイル＃１のヘッダ情報から、ファイル
の重要情報とコンテンツ鍵とが取り出され、ＭＡＣ演算
部２３１に供給される。それと共に、ディスク２３０’
のメディア固有ＩＤ−２が読み出され、ＭＡＣ演算部２
３１に供給される。ＭＡＣ演算部２３１では、供給され
たこれらのファイルの重要情報、コンテンツ鍵およびメ
ディア固有ＩＤ−２を用いてＭＡＣ演算を行い、ＭＡＣ
値＃１”を生成する。生成されたＭＡＣ値＃１”は、比
較部２３３に供給される。
【００８７】一方、ファイル＃１のヘッダ情報には、複
写元のディスク２３０におけるメディア固有ＩＤ−１に
基づき生成されたＭＡＣ値＃１が格納されている。この
ＭＡＣ値＃１がファイル＃１のヘッダから読み取られ、
比較部２３３に供給される。
【００８８】比較部では、供給されたこれらＭＡＣ値＃
１とＭＡＣ値＃１”とを比較する。上述したように、デ
ィスク２３０のメディア固有ＩＤ−１とディスク２３
０’のメディア固有ＩＤ−２とは異なる。そのため、複
写元のディスク２３０上のファイル＃１と複写先のディ
スク２３０’のファイル＃１とが全く同一の内容であっ
ても、メディア固有ＩＤ−１を用いて生成されたＭＡＣ
値＃１とメディア固有ＩＤ−２を用いて生成されたＭＡ
Ｃ値＃１”とは異なる値となり、ＭＡＣ値の不一致が生
じる。
【００８９】さらに、ファイル＃１のディスク２３０’
への複写は、正規の手続きを踏んでいないため、ディス
ク２３０’上のシーケンスブロック２３２’には、複写
されたファイル＃１に対応するＭＡＣ値が格納されてい
ない。したがって、上述した図２のように、シーケンス
ブロック２３２’に格納されたＭＡＣ値とディスク２３
０’上の全てのファイルのＭＡＣ値とを比較した場合、
不正が検出されることになる。
【００９０】このように、この実施の第２の形態によれ
ば、異なるディスク間でのファイルの複写や移動は可能
であるが、複写または移動先において、不正に複写また
は移動されたファイルを検出することができる。そのた
め、例えば複写あるいは移動先のディスクからの当該フ
ァイルの再生を禁止したり、複写あるいは移動先のディ
スク上からの当該ファイルの削除などを行うことができ
る。これにより、実質上、あるファイルをあるディスク
上に縛ることが可能とされる。
【００９１】また、この実施の第２の形態よれば、デー
タ改竄チェックのために、ＩＣＶが必ずしも必要ではな
いことがわかる。ＩＣＶは、同一記録媒体上に存在する
ファイルの整合性を保つためのものであるが、記録媒体
上に存在する全ファイルを対象にＭＡＣ演算を行うた
め、時間的効率が悪かった。しかしながら、この実施の
第２の形態を用いることで、実質的に、記録媒体とファ
イルとの対応が一対一になるため、ＩＣＶが無くても記
録媒体全体での整合性を保つことができる。
【００９２】特に記録媒体がディスク形状のときには、
その構造上、所定のアドレスにアクセスするのに要する
時間が比較的大きく、さらに記録容量が大容量になるの
に伴い、その時間的効率は無視できないものとなる。こ
の実施の第２の形態を用いることで、この問題を軽減す
ることができる。
【００９３】次に、この実施の第２の形態の変形例につ
いて説明する。上述した実施の第２の形態では、ＭＡＣ
演算の際の入力として、記録媒体に固有で、且つ、改竄
不可能あるいは改竄困難なＩＤであるメディア固有ＩＤ
を用いていた。これに対して、この変形例では、記録媒
体上に記録された、当該記録媒体の欠陥情報であるディ
フェクト情報をＭＡＣ演算の際の入力として用いてい
る。ディフェクト情報は、十分大きな確率で記録媒体毎
に異なった値をとるため、記録媒体固有の情報となり得
る。したがって、このディフェクト情報を用いて上述し
た実施の第２の形態と同様の改竄チェックを行うことが
できる。
【００９４】ディスク状記録媒体には、製造時に必ず、
記録領域の物理的な欠陥が発生する。この製造時に発生
した記録領域の物理的な欠陥を、ディフェクトと呼ぶ。
このディフェクトは、ディスク状記録媒体の製造過程に
おいて乱数的に発生し、製造ロットにおいて、あるディ
スク状記録媒体と全く同一の欠陥状態を持つ他のディス
ク状記録媒体が存在する確率は、十分に小さい。したが
って、このディフェクト情報は、ディスク状記録媒体に
おける固有な物理的情報といえる。
【００９５】この変形例の前提として、ディスク状記録
媒体の出荷時には、この欠陥状態がベリファイされ、記
録の最小単位毎の欠陥状態が反映されたＰＤＬ(Primary
Defect List)と称されるディフェクト情報が各ディス
クに記録される。図１１は、ＰＤＬの一例のデータ構造
を示す。ＰＤＬは、ビット列からなり、最初の１６ビッ
トは、このデータがＰＤＬであることを示す固定値とさ
れる。次からの各ビットは、例えばアドレス昇順に準じ
て、ディスク状記録媒体の最小記録単位のそれぞれを表
し、立っている、すなわちビットの値が「１」であるビ
ットに対応した最小記録単位に欠陥が存在し、その最小
記録単位が使用不能であることを示す。このビット列
が、ディスク状記録媒体の全最小記録単位数にわたり記
録される。ＰＤＬは、例えばディスク状記録媒体の全記
録容量が２ＧＢｙｔｅであれば、２〜１６ＫＢｙｔｅの
容量となる。
【００９６】なお、ＰＤＬは、それ自身が改竄されない
ように、ディスク状記録媒体上の、例えばリードイン領
域といった、ユーザにより簡単にアクセスできないよう
な領域に記録されることが必要である。
【００９７】この実施の第２の形態の変形例では、この
ＰＤＬをＭＡＣ演算に用いる。これにより、ディスク状
記録媒体に記録されたファイルは、当該ディスク状記録
媒体において閉じたものとなる。
【００９８】図１２は、この実施の第２の形態の変形例
によるデータ改竄チェックを行うための基本的な処理を
示す一例の機能ブロック図である。ディスク２４０は、
上述の実施の第１および第２の形態と同様に、ユーザデ
ータが記録されるユーザデータ領域２４０Ａと、ファイ
ルシステムによる論理アドレスを持たないリードイン領
域２４０Ｂとを有する。ＰＤＬは、リードイン領域２４
０Ｂに記録される。
【００９９】ディスク２４０のユーザデータ領域２４０
Ａに記録されたファイルのそれぞれについて、ＭＡＣの
演算手法に基づき、ＭＡＣ値が計算される。このとき、
上述したＰＤＬも読み取られ、ＭＡＣ演算の際の入力と
して用いられる。図１２でいうと、ディスク２４０に記
録されたファイル＃１から、著作権情報といった重要情
報と、当該ファイルに固有な鍵となる情報、例えばその
ファイルの実データ部分を暗号化する際に用いられたコ
ンテンツ鍵とが読み取られ、ＭＡＣ演算部２４１に供給
される。一方、ディスク２４０の例えばリードイン領域
２４０Ｂに記録されたＰＤＬが読み取られ、ＭＡＣ演算
部２４１に供給される。
【０１００】ＭＡＣ演算部２４１では、これら、各ファ
イルから得られたファイルの重要情報およびコンテンツ
鍵と、ディスク２４０に記録されたＰＤＬとを用いて、
ＭＡＣ値＃１を生成する。生成されたＭＡＣ値＃１は、
ファイル＃１のヘッダ情報としてファイル＃１に格納さ
れると共に、シーケンスブロック２４２に格納される。
シーケンスブロック２４２は、リードイン領域２４０Ｂ
に記録される。
【０１０１】図１３は、この実施の第２の形態の変形例
によるデータ改竄チェック方法を示す一例の機能ブロッ
ク図である。先ず、図１３Ａに示されるように、上述の
図１２で示したのと同様な方法でファイル＃１上の情報
とＰＤＬとからＭＡＣ値＃１が生成され、生成されたＭ
ＡＣ値＃１がファイル＃１のヘッダ情報としてファイル
＃１に格納される。また、ＭＡＣ値＃１は、ディスク２
４０上の他のファイルのＭＡＣ値と共に、シーケンスブ
ロック２４２に格納される。ここで、このファイル＃１
がディスク２４０とは異なるディスク２４０’に正規手
続きを踏まずに複写あるいは移動された場合を考える。
【０１０２】ディスク２４０’には、上述と同様にし
て、例えばリードイン領域２４０ＢにＰＤＬが記録され
ている。なお、ディスク２４０および２４０’に記録さ
れているＰＤＬを、それぞれＰＤＬ−１、ＰＤＬ−２と
称する。これらＰＤＬ−１とＰＤＬ−２とが同一の値と
なる確率は、上述したように極めて小さい。
【０１０３】ファイルが複写あるいは移動されると、図
１３Ｂに示されるように、移動先のディスク２４０’に
おいてデータ改竄チェックが行われる。先ず、ディスク
２４０’上のファイル＃１のヘッダ情報から、ファイル
の重要情報とコンテンツ鍵とが取り出され、ＭＡＣ演算
部２４１に供給される。それと共に、ディスク２４０’
のＰＤＬ−２が読み出され、ＭＡＣ演算部２４１に供給
される。ＭＡＣ演算部２４１では、これらファイルの重
要情報、コンテンツ鍵およびＰＤＬ−２を用いてＭＡＣ
演算を行い、ＭＡＣ値＃１”を生成する。生成されたＭ
ＡＣ値＃１”は、比較部２４３に供給される。
【０１０４】一方、ファイル＃１のヘッダ情報には、複
写元のディスク２４０におけるＰＤＬ−１に基づき生成
されたＭＡＣ値＃１が格納されている。このＭＡＣ値＃
１がファイル＃１のヘッダから読み取られ、比較部２４
３に供給される。
【０１０５】比較部では、供給されたこれらＭＡＣ値＃
１とＭＡＣ値＃１”とを比較する。上述したように、デ
ィスク２４０のＰＤＬ−１とディスク２４０’のＰＤＬ
−２とが一致する確率は、極めて小さいため、複写元の
ディスク２４０上のファイル＃１と複写先のディスク２
４０’のファイル＃１とが全く同一の内容であっても、
ＰＤＬ−１を用いて生成されたＭＡＣ値＃１と、ＰＤＬ
−２を用いて生成されたＭＡＣ値＃１”とは、極めて高
い確率で異なる値となり、ＭＡＣ値の不一致が生じる。
【０１０６】さらに、ファイル＃１のディスク２４０’
への複写は、正規の手続きを踏んでいないため、ディス
ク２４０’上のシーケンスブロック２４２’には、複写
されたファイル＃１に対応するＭＡＣ値が格納されてい
ない。したがって、シーケンスブロック２４２’に格納
されたＭＡＣ値とディスク２４０’上の全てのファイル
のＭＡＣ値とを比較した場合、不正が検出されることに
なる。
【０１０７】このように、この実施の第２の形態の変形
例でも、上述の実施の第２の形態と同様に、異なるディ
スク間でのファイルの複写や移動は可能であるが、複写
または移動先において、不正に複写または移動されたフ
ァイルを検出することができる。そのため、例えば複写
あるいは移動先のディスクからの当該ファイルの再生を
禁止したり、複写あるいは移動先のディスク上からの当
該ファイルの削除などを行うことができる。これによ
り、実質上、あるファイルをあるディスク上に縛ること
が可能とされる。
【０１０８】また、この実施の第２の形態の変形例は、
上述の実施の第２の形態と同様に、データ改竄チェック
のために、ＩＣＶが必ずしも必要ではないことになる。
ＩＣＶは、同一記録媒体上に存在するファイルの整合性
を保つためのものであるが、記録媒体上に存在する全フ
ァイルを対象にＭＡＣ演算を行うため、時間的効率が悪
かった。しかしながら、この変形例を用いることで、実
質的に、記録媒体とファイルとの対応が一対一になるた
め、ＩＣＶが無くても記録媒体全体での整合性を保つこ
とができる。
【０１０９】特に記録媒体がディスク形状のときには、
その構造上、所定のアドレスにアクセスするのに要する
時間が比較的大きく、さらに記録容量が大容量になるの
に伴い、その時間的効率は無視できないものとなる。こ
の実施の第２の形態の変形例を用いることで、この問題
を軽減することができる。
【０１１０】なお、上述の実施の第１および第２の形
態、ならびに、実施の第２の形態の変形例は、互いに組
み合わせて実施可能なものである。
【０１１１】図１４は、この発明に適用できるディスク
状記録媒体１の論理フォーマットを、ディスクの形状に
対応付けて示す。このディスク状記録媒体１の論理フォ
ーマットは、従来例で上述したＵＤＦ(Universal Disk
Format)に準ずるものである。ディスク状記録媒体１
（以下、ディスク１と称する）において、最内周にリー
ドイン領域１０が配される。リードイン領域１０の外側
から論理セクタ番号（ＬＳＮ：Logical Sector Numbe
r）が割り当てられ、順に、ボリューム情報領域１１、
領域ＤＡＮ(Data Area Number)−１、ＤＡＮ−２、ＤＡ
Ｎ−３およびボリューム情報領域１２が配され、最外周
にリードアウト領域１３が配される。領域ＤＡＮ−１〜
ＤＡＮ−３には、論理ブロック番号が割り当てられる。
【０１１２】図１５は、ボリューム情報領域１１および
１２の一例の内容を示す。ボリューム情報領域１１に
は、ＵＤＦの規定に基づき、ＶＲＳ(Volume Recognitio
n Sequence)、ＭＶＤＳ(Main Volume Descriptor)およ
びＬＶＩＳ(Logical Volume Integrity Sequence)が書
き込まれる。ボリューム情報領域１１の終端には、アン
カーポイントが置かれる。また、ボリューム情報領域１
１の内容は、リードアウト領域１３の内側のボリューム
情報領域１２にＲＶＤＳ(Reserve Volume Descriptor S
equence)として２度書きされる。ボリューム情報領域１
２の先頭および終端には、アンカーポイントが置かれ
る。ボリューム情報領域１２の終端のアンカーポイント
は、最終論理セクタ番号に対応する。
【０１１３】論理セクタ番号が２７２から（最終論理セ
クタ番号−２７２）の間は、ＬＶＳ(Logical Volume Sp
ace)とされ、パーティション領域が設けられる。このＬ
ＶＳに、上述の領域ＤＡＮ−１〜ＤＡＮ−３が配され
る。ＬＶＳの最内周側に設けられる領域ＤＡＮ−１は、
ＵＤＦの規定に基づくＦＳＤ(File Set Descriptor)お
よびＳＢＤ(Space Bitmap Descriptor)からなる。ＳＢ
Ｄは、ディスク１の全体の空きエリア情報を、セクタ毎
にフラグを立てることで表現する。また、領域ＤＡＮ−
１には、ファイルシステムの階層構造のルートディレク
トリのＦＥのアドレスが示される。
【０１１４】領域ＤＡＮ−２は、ディレクトリのＦＥ(F
ile Entry)と、その実体のＦＩＤ(File ID)とが置かれ
る領域である。すなわち、これらディレクトリのＦＥと
その実体のＦＩＤとは、領域ＤＡＮ−２にまとめて記録
されることになる。領域ＤＡＮ−２は、後述するフォー
マット時に、予め所定の容量が連続的に確保される。詳
細は後述するが、領域ＤＡＮ−２の未使用領域は、特定
の属性が付されたファイルとして確保される。以下、こ
の領域ＤＡＮ−２の未使用領域からなるファイルを、Ｅ
ＩＦ(Entry Information File)と称する。未使用領域を
ＥＩＦとしてファイル化して扱うことで、上述のＳＢＤ
において、この未使用領域が空きエリアとして認識され
ないようにできる。
【０１１５】なお、従来例で既に述べたが、ＦＥは、フ
ァイルやディレクトリの実体の場所（アドレス）および
大きさを示す。ＦＥ中のＡＤ(Allocation Descriptor)
によって、これらの情報が記される。また、ＦＩＤは、
ファイルやディレクトリの名前と、ＦＥの場所（アドレ
ス）および大きさを示す。ＦＩＤ中のＩＣＢ(Informati
on Control Block)によってこれらの情報が記される。
【０１１６】領域ＤＡＮ−３には、ファイルのＦＥとそ
の実体とが置かれる領域である。領域ＤＡＮ−３におい
て、ファイルのＦＥとそのＦＥに対応したファイルは、
アドレス的に連続して配置される。ファイルを追加する
際には、既存のファイルに対してアドレス的に連続的
に、追加されるファイルのＦＥが配置され、さらに、ア
ドレス的に連続してファイルの実体が配置される。この
ように、ファイルのＦＥおよび実体をアドレス的に連続
して配置することにより、ファイルへのアクセスを高速
に行うことができる。
【０１１７】図１６および図１７を用いて、このディス
ク状記録媒体１におけるディレクトリ、ファイルおよび
空きエリアの管理方法について説明する。図１６は、上
述の図１４に対して、領域ＤＡＮ−１〜ＤＡＮ−３を抜
き出した図である。ここでは、データの記録方向は、図
１６に一例が示されるように、反時計回りであるものと
する。図１７は、各ＦＥ、ＦＩＤおよび実体の一例の階
層構造を示す。
【０１１８】例えば、ルートディレクトリのＦＥがＬＳ
Ｎ＝ａから開始されるとする。ルートディレクトリのＦ
Ｅ中のＡＤによって、ルートディレクトリの実体のアド
レスおよび大きさが示される。ルートディレクトリのア
ドレスは、ルートディレクトリのＦＥと連続的に配置で
きるようにされており、例えばＬＳＮ＝ａ＋１とされ
る。ルートディレクトリの実体は、１以上のＦＩＤを含
む。ルートディレクトリのサブディレクトリ（以下、サ
ブディレクトリと略称する）のＦＥの名前、アドレスお
よび大きさがＦＩＤに記される。サブディレクトリのＦ
Ｅは、ルートディレクトリの実体と連続的になるように
配置され、例えばＬＳＮ＝ａ＋２とされる。このサブデ
ィレクトリのＦＥ中のＡＤによって、当該サブディレク
トリの実体のアドレスおよび大きさが記される。このサ
ブディレクトリの実体のアドレスは、当該サブディレク
トリのＦＥと連続的になるように配置され、例えばＬＳ
Ｎ＝ａ＋３とされる。サブディレクトリに実体は、１以
上のＦＩＤを含み、ファイルや他のサブディレクトリの
ＦＥの名前、アドレスおよび大きさが記される。
【０１１９】各ＦＥ、ＦＩＤおよび実体がこのように参
照されることで、図１７に一例が示されるように、領域
ＤＡＮ−２の最内周の所定位置に配置されたルートディ
レクトリのＦＥに対して連続的に、ルートディレクトリ
の実体およびルートディレクトリのサブディレクトリ情
報などが配置される。
【０１２０】一方、図１７を参照し、ルートディレクト
リの実体中のＦＩＤによって、ＥＩＦのＦＥの名前、ア
ドレスおよび大きさが記される。そして、ＥＩＦのＦＥ
中のＡＤによって、ＥＩＦの実体のアドレスおよび大き
さが記される。このように、ＥＩＦはファイルとして扱
われるので、他のファイルと同様に、ＦＥによってその
アドレスおよび大きさが示される。
【０１２１】ＥＩＦのＦＥは、図１６に一例が示される
ように、例えばＥＩＦの実体よりも後ろに配置される。
ＥＩＦの実体の開始および／または終了アドレス、なら
びに、大きさは、後述するように、領域ＤＡＮ−２に書
き込まれる各情報の量によって変動する。
【０１２２】以上、ルートディレクトリのＦＥ、ルート
ディレクトリの実体、ルートディレクトリのサブディレ
クトリのＦＥ、ルートディレクトリのサブディレクトリ
の実体、ＥＩＦのＦＥおよびＥＩＦの実体は、領域ＤＡ
Ｎ−２に配置される。
【０１２３】領域ＤＡＮ−３には、ファイルのＦＥおよ
びファイルの実体が配置される。ファイルの実体は、実
際にユーザデータなどが書き込まれる領域である。図１
７に一例が示されるように、ルートディレクトリの実体
中のＦＩＤによって名前、アドレスおよび大きさが記さ
れたファイルのＦＥは、領域ＤＡＮ−３に配置される。
このときの、ファイルのＦＥの開始アドレスをＬＳＮ＝
ｄとする。ファイルのＦＥ中のＡＤによって、当該ファ
イルの実体のアドレスおよび大きさが示される。ファイ
ルの実体は、当該ファイルのＦＥと連続的になるように
配置され、例えば開始アドレスがＬＳＮ＝ｄ＋１とされ
る。
【０１２４】上述したように、領域ＤＡＮ−２は、この
ディスク１のフォーマット処理時に予め確保される。次
に、このディスク１の一例のフォーマット方法につい
て、概略的に説明する。なお、リードイン領域１０およ
びリードアウト領域１３は、例えばディスク１の製造の
プレス行程の際に予め作成されるなどして、フォーマッ
ト処理以前から既に存在するものとする。フォーマット
処理は、ディスク１の内周側から外周側にかけて進めら
れる。
【０１２５】フォーマット処理が開始されると、最初
に、上述したＶＲＳ、ＭＶＤＳおよびＬＶＩＳがリード
イン領域１０の外側から書き込まれる。次に、ＬＶＳが
作成される。ＬＶＳにおいて、先ず、領域ＤＡＮ−１が
作成される。ＦＳＤが書き込まれ、ルートディレクトリ
の位置が決められる。そして、ＳＢＤが作成される。こ
のときに、上述したＥＩＦの領域をＳＢＤにおいて使用
済み領域とすることで、ＥＩＦの領域が確保される。
【０１２６】ＳＢＤが作成され領域ＤＡＮ−１が作成さ
れると、次に、領域ＤＡＮ−１の外側から領域ＤＡＮ−
２が作成される。領域ＤＡＮ−２の作成において、先
ず、領域ＤＡＮ−１で書き込まれたＦＳＤに基づき、所
定アドレスにルートディレクトリＦＥおよびルートディ
レクトリの実体が連続的に書き込まれる。次に、作成さ
れたルートディレクトリの実体に、ＥＩＦのＦＩＤが追
加される。このＦＩＤにおいて、ＥＩＦのＦＥのアドレ
スが指定される。
【０１２７】このとき、ＥＩＦの属性がＦＩＤ中に指定
される。指定されるＥＩＦの属性は、ＥＩＦが他の機器
やＯＳ(Operating System)によって消去、書き換え、移
動などが行われないようにするためのものである。例え
ば「隠しファイル属性」、「システムファイル属性」お
よび「読み出し専用ファイル属性」が、共にＥＩＦの属
性として指定される。
【０１２８】「隠しファイル属性」は、この属性が設定
されたファイルを通常の方法では閲覧できなくする属性
である。「システムファイル属性」は、この属性が設定
されたファイルがシステムのために必要なファイルであ
ることを示す属性である。「読み出し専用ファイル属
性」は、この属性が設定されたファイルが読み出し専用
であって、変更や消去がシステムによって禁止されるこ
とを示す属性である。これら３つの属性を共にファイル
に指定することで、意図的な操作以外には、そのファイ
ルに対する消去、書き換え、移動などの処理を行うこと
ができなくされる。なお、これらの属性は、所定の方法
で解除することができる。
【０１２９】次に、ＥＩＦのＦＥが作成される。上述し
たように、ＦＥでは、当該ファイルのアドレスと大きさ
が指定される。したがって、ＦＥを指定するだけで、当
該ファイルが存在することになり、ダミーファイルとし
て用いることができる。ＥＩＦのＦＥには、「読み出し
専用ファイル属性」および「システムファイル属性」が
指定される。
【０１３０】このように、領域ＤＡＮ−２内にＥＩＦを
存在させることで、領域ＤＡＮ−２の空きエリアをＥＩ
Ｆによって確保することができる。上述したように、Ｄ
ＡＮ−２には、フォーマット処理後に、サブディレクト
リのＦＥおよび実体が書き込まれる。このときには、Ｅ
ＩＦの領域を削って、これらサブディレクトリのＦＥお
よび実体が領域ＤＡＮ−２に作成される。
【０１３１】なお、詳細は後述するが、領域ＤＡＮ−２
の作成順は、上述の順序に限られず、他の順序で行うよ
うにしても良い。このとき当然、領域ＤＡＮ−２におけ
る各情報の配置順序も変わってくる。
【０１３２】このようにして領域ＤＡＮ−２が作成され
る。領域ＤＡＮ−２の外側は領域ＤＡＮ−３であるが、
領域ＤＡＮ−３では、特に何も処理が行われない。例え
ば、領域ＤＡＮ−３として指定される領域を飛び越して
次の処理がなされる。領域ＤＡＮ−３の次は、ＲＶＤＳ
が作成される。これは、上述したように、先に作成され
たＶＲＳ、ＭＶＤＳおよびＬＶＩＳの情報が２度書きさ
れる。ＲＶＤＳが作成されて、ディスク１のフォーマッ
ト処理が完了される。
【０１３３】図１８は、この発明に適用することができ
るドライブ装置の一例の構成を示す。ここでは、上述し
たディスク１を記録層に相変化金属材料を用いたものと
し、ドライブ装置は、レーザの出力を調節することで記
録層に加える温度を制御して結晶／非結晶に状態を変え
させる相変化技術によって、ディスク１にデータの記録
を行うものとする。
【０１３４】ディスク１は、スピンドルモータ２２によ
って、回転駆動される。ディスク１にデータを記録し、
また、データをディスク１から再生するために、光ピッ
クアップ２３が設けられている。光ピックアップ２３が
送りモータ２４によってディスク径方向に送られる。
【０１３５】外部のホストコンピュータ３０からのデー
タがインターフェイス２９（例えばＳＣＭＳ(Serial Co
py Management System) ）を介してドライブに供給され
る。インターフェイス２９には、エンコーダ／デコーダ
ブロック２５が接続され、エンコーダ／デコーダブロッ
ク２５には、バッファメモリ２６が接続されている。バ
ッファメモリ２６は、ライトデータまたはリードデータ
を保持する。
【０１３６】ライトデータがインターフェイス２９を介
してエンコーダ／デコーダブロック２５に供給される。
エンコーダ／デコーダブロック２５では、記録時には、
上述したフォーマットのデータを生成し、次にそのフォ
ーマットに従ってデータをエンコードする。再生時に
は、デコード処理を行い、ディジタルデータをインター
フェイス２９を介してホストコンピュータ３０に出力す
る。アドレスは、例えばエンコーダ／デコーダブロック
２５において、サブコードとして付加され、また、デー
タ中のヘッダに対しても付加される。
【０１３７】エンコーダ／デコーダブロック２５からの
記録データが記録イコライザ２７を介してレーザドライ
バ２８に供給される。レーザドライバ２８では、ディス
ク１に対して記録データを記録するための所定のレベル
を有するドライブ波形が生成される。レーザドライバ２
８の出力が光ピックアップ２３に対して供給され、デー
タが記録される。レーザドライバ２８は、ＲＦ信号処理
ブロック３１内のＡＰＣ(Automatic Power Control) に
よって、上述したように、レーザパワーが適切なものに
制御される。また、ディスク１からの戻り光により発生
した信号がＲＦ信号処理ブロック３１に供給される。ア
ドレス抽出回路３２では、ＲＦ信号処理ブロックから供
給された信号に基づき、アドレス情報の抽出を行う。抽
出されたアドレス情報は、後述する制御用マイコン３３
に供給される。
【０１３８】また、ＲＦ信号処理ブロック３１では、マ
トリックスアンプがフォトディテクタの検出信号を演算
することによって、トラッキングエラー信号ＴＥＲＲ、
フォーカスエラー信号ＦＥＲＲを生成する。トラッキン
グエラー信号、フォーカスエラー信号がサーボブロック
３４に供給される。
【０１３９】制御用マイコン３３がアドレスを使用して
シーク動作を制御し、また、制御信号を使用してレーザ
パワーの制御等を行う。制御用マイコン３３は、ＣＰＵ
(Central Processing Unit)、ＲＡＭ(Random Access Me
mory)およびＲＯＭ(Read Only Memory)などからなり、
インターフェイス２９、エンコーダ／デコーダブロック
２５、ＲＦ信号処理ブロック３１、サーボブロック３４
等、ドライブの全体を制御する。また、制御用マイコン
３３に対してメモリ３６が続される。
【０１４０】さらに、制御用マイコン３３によって、デ
ィスク１のリードイン領域１０に対するアクセスが制御
される。上述した、リードイン領域内に記録されるシー
ケンスブロックが制御用マイコン３３によって読み出さ
れる。読み出されたシーケンスブロックは、例えばメモ
リ３６に記憶される。また、ディスク１のユーザデータ
領域（領域ＤＡＮ−３）に記録されたファイルのヘッダ
情報が制御用マイコン３３によって読み取られ、例えば
メモリ３６に記憶される。また、実施の第２の形態およ
びその変形例に示されるような、ディスク１に対して物
理的に記されたメディア固有ＩＤやＰＤＬも、制御用マ
イコン３３によって読み取られ、読み取られた情報がメ
モリ３６に記憶される。
【０１４１】上述したＭＡＣ演算部や比較部は、例えば
制御用マイコン３３においてソフトウェア的に構成され
る。勿論、ＭＡＣ演算部や比較部をハードウェア的に別
途、設けてもよい。ＭＡＣ演算部により、メモリ３６に
記憶されたこれらの情報に基づき上述したようにＭＡＣ
値などが生成され、データ改竄チェックなどの処理がな
される。
【０１４２】ディスク１を再生することで得られるＲＦ
信号がエンコーダ／デコーダブロック２５に供給され、
エンコーダ／デコーダブロック２５では、記録時に施さ
れた変調処理の復調、エラー訂正符号の復号（すなわ
ち、エラー訂正）等の所定のフォーマットに準ずるデコ
ードを行う。エンコーダ／デコーダブロック２５では、
再生データがバッファメモリ２６に格納される。ホスト
コンピュータ３０からのリードコマンドが受け付けられ
ると、リードデータがインターフェイス２９を介してホ
ストコンピュータ３０に対して転送される。
【０１４３】ＲＦ信号処理ブロック３１からのフレーム
同期信号、トラッキングエラー信号およびフォーカスエ
ラー信号と、アドレス抽出回路からのアドレス情報がサ
ーボブロック３４に供給される。サーボブロック３４
は、光ピックアップ２３に対するトラッキングサーボお
よびフォーカスサーボと、スピンドルモータ２２に対す
るスピンドルサーボと、送りモータ２４に対するスレッ
ドサーボを行う。
【０１４４】なお、上述では、ドライブ装置に対してホ
ストコンピュータ３０が接続されると説明したが、これ
はこの例に限定されない。ドライブ装置に接続される機
器は、ディジタル信号の入出力を行いインターフェイス
が適合していれば、他の機器でも良い。例えば、このド
ライブ装置は、例えば撮像画像をディスク状記録媒体に
記録するようにされたカメラ付き携帯用ディジタルビデ
オレコーダに内蔵されるものとしても良い。
【０１４５】上述では、ディスク１に対するフォーマッ
トデータをエンコーダ／デコーダブロック２５で生成す
るように説明したが、これはこの例に限定されない。フ
ォーマットデータは、制御用マイコン３３で生成するこ
とができる。また、フォーマットデータは、ホストコン
ピュータ３０から供給するようにしても良い。
【０１４６】
【発明の効果】以上説明したように、この発明によれ
ば、ファイル毎のＭＡＣ値をディレクトリ単位でまとめ
て管理しているために、アプリケーションの仕様に応じ
て、データ改竄チェックに要する手続を最小限化できる
という効果がある。特に、記録媒体にディスク状記録媒
体を用いた場合に、ファイル毎のデータ改竄チェックを
行う際のアクセス性を大幅に向上できる効果がある。
【０１４７】また、この発明によれば、データ改竄チェ
ックを行うデータ、すなわち、著作権を保護するデータ
がディレクトリ単位でまとめられるため、著作権の保護
が必要ないデータに対するアクセス性を確保できる効果
がある。またそのため、データ改竄チェック管理スペー
ス、すなわちシーケンスブロックのサイズも最小限のも
のとすることができる効果がある。
【０１４８】さらに、改竄チェック値（ＭＡＣ値）のリ
ストからある特手ｋのファイルに対応する値を検索する
際に、対象となるディレクトリに対応したシーケンスペ
ージ内のＭＡＣエントリ数が検索の母数となるため、デ
ィスク全体のＭＡＣエントリを母数とする場合に比べて
検索効率を改善できる効果がある。
【０１４９】さらにまた、改善チェック管理スペースで
あるシーケンスブロックのサイズが可変長とされている
ため、シーケンスブロックのサイズをファイルやディレ
クトリ数に応じた最小限のものにすることができ、スペ
ース効率と検索効率とを改善できる効果がある。
【図面の簡単な説明】
【図１】ディスク記録媒体に新たにファイルが追加され
たときの改竄チェック方法を概略的に示す一例の機能ブ
ロック図である。
【図２】ディスク上である特定のファイルを再生／移動
する場合や、システムにおいて改竄チェックが要求され
たタイミングにおける一例の手続を示す機能ブロック図
である。
【図３】実施の一形態による改竄チェック値のデータ構
造を概略的に示す略線図である。
【図４】ディスクの一例の物理フォーマットを部分的に
示す略線図である。
【図５】シーケンスブロックの一例の論理フォーマット
を示す略線図である。
【図６】シーケンスページの一例の論理フォーマットを
示す略線図である。
【図７】実施の一形態によるシーケンスブロックの更新
手続きを示す略線図である。
【図８】救済措置を含めたシーケンスブロックの更新手
続きの一例の処理を示すフローチャートである。
【図９】実施の第２の形態によるデータ改竄チェックを
行うための基本的な処理を示す一例の機能ブロック図で
ある。
【図１０】実施の第２の形態によるデータ改竄チェック
方法を示す一例の機能ブロック図である。
【図１１】ＰＤＬの一例のデータ構造を示す略線図であ
る。
【図１２】実施の第２の形態の変形例によるデータ改竄
チェックを行うための基本的な処理を示す一例の機能ブ
ロック図である。
【図１３】実施の第２の形態の変形例によるデータ改竄
チェック方法を示す一例の機能ブロック図である。
【図１４】この発明に適用できるディスク状記録媒体の
論理フォーマットをディスクの形状に対応付けて示す略
線図である。
【図１５】ボリューム情報領域の一例の内容を示す略線
図である。
【図１６】ディスク状記録媒体でのディレクトリ、ファ
イルおよび空きエリアの管理方法について説明するため
の略線図である。
【図１７】ディスク状記録媒体でのディレクトリ、ファ
イルおよび空きエリアの管理方法について説明するため
の略線図である。
【図１８】この発明に適用することができるドライブ装
置の一例の構成を示すブロック図である。
【符号の説明】
１・・・ディスク状記録媒体、１０・・・リードイン領
域、３３・・・制御用マイコン、３６・・・メモリ、１
１４，２３２，２４２・・・シーケンスブロック
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.7 識別記号 ＦＩ テーマコート゛(参考） Ｇ１１Ｂ 20/12 Ｇ１１Ｂ 20/12

Claims (19)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 記録媒体に記録されたデータが改竄され
    ていないかどうかチェックするデータ改竄チェック装置
    において、 １または複数のファイルをまとめた上位概念であるディ
    レクトリに属する１または複数のファイルのそれぞれに
    ついて、ファイルの属性情報に基づき一意且つ逆演算に
    よる可逆性を持たない所定の演算方法で上記ファイル毎
    に演算された複数の第１の演算値を含むリスト型データ
    構造を、１または複数含むデータブロックが、記録媒体
    上のファイルシステムがアクセスしない領域に記録され
    ると共に、上記第１の演算値が対応するファイルにそれ
    ぞれ書き込まれた記録媒体から、上記データブロックと
    上記ファイルとをそれぞれ読み出す読み出し手段と、 上記読み出し手段によって読み出された上記ファイルの
    属性情報に基づき上記所定の演算方法で演算された第２
    の演算値と、上記読み出し手段によって読み出された上
    記データブロックのうち、上記読み出し手段によって読
    み出された該ファイルが属する上記ディレクトリに対応
    した上記リスト型データ構造に含まれる、該ファイルに
    対応した上記第１の演算値とを比較する比較手段とを有
    し、 上記比較手段による比較結果に基づき、上記第２の演算
    値と上記第１の演算値とが一致しないときに、該ファイ
    ルが改竄されたと判断することを特徴とするデータ改竄
    チェック装置。
  2. 【請求項２】 請求項１に記載のデータ改竄チェック装
    置において、 上記記録媒体に記録される上記リスト型データ構造に
    は、該リスト型データ構造に含まれる上記ディレクトリ
    のそれぞれについて、該ディレクトリに属する全ての上
    記ファイルの上記第１の演算値を用いて上記所定の演算
    方法によって演算された第３の演算値がさらに含まれる
    と共に、上記記録媒体に記録される上記データブロック
    には、該データブロックに含まれる全ての上記リスト型
    データ構造の上記第３の演算値を用いて上記所定の演算
    方法で演算された第４の演算値がさらに含まれることを
    特徴とするデータ改竄チェック装置。
  3. 【請求項３】 請求項２に記載のデータ改竄チェック装
    置において、 上記読み出し手段による上記記録媒体からの上記ファイ
    ルの読み出し時に、対象となる上記ディレクトリに対応
    する、上記読み出し手段によって読み出された上記デー
    タブロックに含まれる上記リスト型データ構造の上記第
    ３の演算値と、上記対象となる上記ディレクトリに属す
    る全ての上記ファイルの上記第１の演算値を用いて上記
    所定の演算方法で演算された第５の演算値とを比較し、
    比較結果に基づき上記第３および第５の演算値が一致し
    なければ、上記ディレクトリが改竄されたと判断するこ
    とを特徴とするデータ改竄チェック装置。
  4. 【請求項４】 請求項１に記載のデータ改竄チェック装
    置において、 上記ファイルは、該ファイルの種類に応じて上記ディレ
    クトリにまとめられることを特徴とするデータ改竄チェ
    ック装置。
  5. 【請求項５】 請求項４に記載のデータ改竄チェック装
    置において、 上記ファイルの種類がデータ改竄チェックを必要とされ
    ていないファイルを示すときには、該ファイルの種類が
    対応する上記ディレクトリに対する上記データ改竄チェ
    ックを行わないようにしたことを特徴とするデータ改竄
    チェック装置。
  6. 【請求項６】 請求項４に記載のデータ改竄チェック装
    置において、 上記ファイルの種類は、該ファイルに格納されるデータ
    内容に基づくことを特徴とするデータ改竄チェック装
    置。
  7. 【請求項７】 請求項４に記載のデータ改竄チェック装
    置において、 上記ファイルの種類は、該ファイルに対する保護の有無
    に基づくことを特徴とするデータ改竄チェック装置。
  8. 【請求項８】 請求項１に記載のデータ改竄チェック装
    置において、 記録媒体にデータを記録する記録手段をさらに有し、 上記データブロックは、該データブロックの更新回数ま
    たは該データブロックが無効であることを示す値が格納
    されるフィールドを有し、上記記録手段は、上記データ
    ブロックをファイルシステムがアクセスしない領域に２
    重書きし、該データブロックが書き替えられる際に、該
    ２重書きされた一方のデータブロックの上記フィールド
    の値を上記データブロックが無効であることを示す値に
    して該一方のデータブロックを書き替え、該書き替えが
    終了したら、該一方のデータブロックの上記フィールド
    の値を該一方のデータブロックの更新回数を示す値にす
    ると共に、上記２重書きされた他方のデータブロックの
    上記フィールドの値を上記データブロックが無効である
    ことを示す値にして該他方のデータブロックを書き替
    え、該書き替えが終了したら、該他方のデータブロック
    の上記フィールドの値を該他方のデータブロックの更新
    回数を示す値とするようにしたことを特徴とするデータ
    改竄チェック装置。
  9. 【請求項９】 請求項１に記載のデータ改竄チェック装
    置において、 上記第１の演算値は、対応するファイルがファイルシス
    テムで構築される木構造の探索順に並べられて上記リス
    ト型データ構造に格納されることを特徴とするデータ改
    竄チェック装置。
  10. 【請求項１０】 記録媒体に記録されたデータが改竄さ
    れていないかどうかチェックするデータ改竄チェック方
    法において、 １または複数のファイルをまとめた上位概念であるディ
    レクトリに属する１または複数のファイルのそれぞれに
    ついて、ファイルの属性情報に基づき一意且つ逆演算に
    よる可逆性を持たない所定の演算方法で上記ファイル毎
    に演算された複数の第１の演算値を含むリスト型データ
    構造を、１または複数含むデータブロックが、記録媒体
    上のファイルシステムがアクセスしない領域に記録され
    ると共に、上記第１の演算値が対応するファイルにそれ
    ぞれ書き込まれた記録媒体から、上記データブロックと
    上記ファイルとをそれぞれ読み出す読み出しのステップ
    と、 上記読み出しのステップによって読み出された上記ファ
    イルの属性情報に基づき上記所定の演算方法で演算され
    た第２の演算値と、上記読み出しのステップによって読
    み出された上記データブロックのうち、上記読み出しの
    ステップによって読み出された該ファイルが属する上記
    ディレクトリに対応した上記リスト型データ構造に含ま
    れる、該ファイルに対応した上記第１の演算値とを比較
    する比較のステップとを有し、 上記比較のステップによる比較結果に基づき、上記第２
    の演算値と上記第１の演算値とが一致しないときに、該
    ファイルが改竄されたと判断することを特徴とするデー
    タ改竄チェック方法。
  11. 【請求項１１】 １または複数のファイルをまとめた上
    位概念であるディレクトリを有するファイル構造でデー
    タが記録される記録媒体において、 １または複数のファイルをまとめた上位概念であるディ
    レクトリに属する１または複数のファイルのそれぞれに
    ついて、ファイルの属性情報に基づき一意且つ逆演算に
    よる可逆性を持たない所定の演算方法で上記ファイル毎
    に演算された複数の第１の演算値を含むリスト型データ
    構造を、１または複数含むデータブロックが、ファイル
    システムがアクセスしない領域に記録されると共に、上
    記第１の演算値が対応するファイルにそれぞれ書き込ま
    れることを特徴とする記録媒体。
  12. 【請求項１２】 請求項１１に記載の記録媒体におい
    て、 上記リスト型データ構造には、該リスト型データ構造に
    含まれる上記ディレクトリのそれぞれについて該ディレ
    クトリに属する全ての上記ファイルの上記第１の演算値
    を用いて上記所定の演算方法によって演算された第２の
    演算値がさらに含まれると共に、上記データブロックに
    は、該データブロックに含まれる全ての上記リスト型デ
    ータ構造の上記第２の演算値を用いて上記所定の演算方
    法で演算された第３の演算値がさらに含まれることを特
    徴とする記録媒体。
  13. 【請求項１３】 請求項１１に記載の記録媒体におい
    て、 上記ファイルは、該ファイルの種類に応じて上記ディレ
    クトリにまとめられることを特徴とする記録媒体。
  14. 【請求項１４】 請求項１３に記載の記録媒体におい
    て、 上記ファイルの種類は、該ファイルに格納されるデータ
    内容に基づくことを特徴とするデータ改竄チェック装
    置。
  15. 【請求項１５】 請求項１３に記載の記録媒体におい
    て、 上記ファイルの種類は、該ファイルに対する保護の有無
    に基づくことを特徴とする記録媒体。
  16. 【請求項１６】 請求項１１に記載の記録媒体におい
    て、 上記データブロックは、ファイルシステムがアクセスし
    ない領域に２重書きされると共に、該データブロックの
    更新回数または該データブロックが無効であることを示
    す値が格納されるフィールドを有し、該データブロック
    が書き替えられる際に、該２重書きされた一方のデータ
    ブロックの上記フィールドの値を上記データブロックが
    無効であることを示す値にして該一方のデータブロック
    を書き替え、該書き替えが終了したら、該一方のデータ
    ブロックの上記フィールドの値を該一方のデータブロッ
    クの更新回数を示す値にすると共に、上記２重書きされ
    た他方のデータブロックの上記フィールドの値を上記デ
    ータブロックが無効であることを示す値にして該他方の
    データブロックを書き替え、該書き替えが終了したら、
    該他方のデータブロックの上記フィールドの値を該他方
    のデータブロックの更新回数を示す値とするようにした
    ことを特徴とする記録媒体。
  17. 【請求項１７】 請求項１１に記載の記録媒体におい
    て、 上記データブロックのサイズは、該データブロックが記
    録される記録媒体上に存在する上記ディレクトリの数に
    応じて可変長とされることを特徴とする記録媒体。
  18. 【請求項１８】 請求項１１に記載の記録媒体におい
    て、 上記リスト型データ構造は、該リスト型データ構造が対
    応する上記ディレクトリに属する上記ファイル数に応じ
    て可変長とされることを特徴とする記録媒体。
  19. 【請求項１９】 請求項１１に記載の記録媒体におい
    て、 上記第１の演算値は、対応するファイルがファイルシス
    テムで構築される木構造の探索順に並べられて上記リス
    ト型データ構造に格納されることを特徴とする記録媒
    体。
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