JP2014041583A - ストレージシステム - Google Patents

Abstract

【課題】 セキュリティを向上させる。
【解決手段】 セキュア記憶媒体12は、メモリ13とコントローラ14を有する。メモリ13は
、ホスト装置11から送られる秘匿情報を記憶する保護された第１の記憶領域13f、及び暗
号化されたコンテンツを記憶する第２の記憶領域13gを有する。コントローラ14は、第１
の記憶領域13fをアクセスするための認証処理を行う。非セキュア記憶媒体30は、暗号化
されたコンテンツが記憶される第３の記憶領域を有する。ホスト装置11とセキュア記憶媒
体12は、認証処理によりホスト装置とセキュア記憶媒体のみに共通で、第１の記憶領域の
情報をホスト装置とセキュア記憶媒体との間で送受信する際の暗号処理に用いるバス鍵を
生成する。
【選択図】図１５

Description

本発明の実施形態は、例えばセキュリティを有するストレージシステムに関する。

一般に、情報セキュリティを要する分野において、秘密情報の授受や自己の正当性を証
明する手段として互いに共有した秘密情報と暗号とを用いた認証技術が採用されている。

当該認証技術の適用範囲は多岐に亘るが、ストレージ機器に適用する場合、ユーザーデ
ータの保護やコンテンツの著作権保護などに利用するケースがある。コンテンツの著作権
保護への利用例として、例えばセキュアストレージとしてのＳＤカード（登録商標）の正
当性の証明、及びコンテンツ保護用の秘匿情報を再生・記録・管理するためのコンテンツ
保護技術（Content Protection for Recordable Media（ＣＰＲＭ））が知られている。

特開２００４−１９４２７１号公報 特開２００４−１８５１５２号公報

Content Protection for Recordable Media (CPRM), http://www.4centity.com/ CPRM for SD Separate Delivery, http://www.4ecntity.com/

本実施形態は、セキュリティが向上されるストレージシステムを提供しようとするもの
である。

本実施形態のストレージシステムによれば、ホスト装置と、前記ホスト装置から送られ
る秘匿情報を記憶する保護された第１の記憶領域、及び暗号化されたコンテンツを記憶す
る第２の記憶領域を有するメモリと、前記第１の記憶領域をアクセスするための認証処理
を行うコントローラとを有するセキュア記憶媒体と、前記ホスト装置、及び前記セキュア
記憶媒体の少なくとも一方に接続され、暗号化されたコンテンツが記憶される第３の記憶
領域を有する非セキュア記憶媒体と、を具備し、前記ホスト装置と、前記セキュア記憶媒
体は、認証処理により前記ホスト装置と、前記セキュア記憶媒体のみに共通で、前記第１
の記憶領域の情報を前記ホスト装置と前記セキュア記憶媒体との間で送受信する際の暗号
処理に用いるバス鍵を生成することを特徴とする。

本実施形態が適用されるストレージシステムを概略的に示す図。 ホスト装置からセキュアストレージにコンテンツを記録する場合の例を示す図。 ホスト装置からセキュアストレージのコンテンツを読み出す場合の例を示す図。 ホスト装置、セキュアストレージ及び、拡張ストレージを組み合わせた構成の例を示す図。 セキュアストレージと拡張ストレージの接続の一例を示す図。 セキュアストレージと拡張ストレージの接続の他の例を示す図。 図７（ａ）（ｂ）（ｃ）は、セキュアストレージと拡張ストレージの組み合わせの例を示す図。 セキュアストレージと拡張ストレージの使用方法の例を示す図。 セキュアストレージと拡張ストレージにおけるデータ構造の一例を示す図。 セキュアストレージと拡張ストレージにおけるデータ構造の他の例を示す図。 セキュアストレージと拡張ストレージにおけるデータ構造の他の例を示す図。 セキュアストレージと拡張ストレージを用いた使用方法の一例を示す図。 セキュアストレージと拡張ストレージを用いた使用方法の他の例を示す図。 第１の実施形態に係るホスト装置とセキュアストレージとの認証処理の例を示す図。 第１の実施形態に係るホスト装置とセキュアストレージとのステータスチェック処理の例を示す図。 第１の実施形態に係る初期化処理の一例を示す図。 第１の実施形態に係り、ホスト装置がセキュアストレージの状態を検査する処理の一例を示す図。 第１の実施形態に係り、複数のホスト装置により同時にコンテンツの再生を可能とすることを防止する方法の例を示す図。 セキュアストレージと拡張ストレージを組み合わせて利用する場合の例を示す図。 第２の実施形態に係り、識別子の第１の例を示す図。 第２の実施形態に係り、識別子の第２の例を示す図。 セキュアストレージ内に記録されるリンク情報の一例を示す図。 拡張ストレージ内に記録されるリンク情報の一例を示 コンテンツの編集作業の一例を示す図。 第３の実施形態に係り、セキュアストレージと拡張ストレージのデータ構造の一例を示す図。 第３の実施形態に係り、コンテンツの制御方法の一例を示す図。 第３の実施形態に係り、コンテンツの移動の第１の制御方法を示す図。 第３の実施形態に係り、コンテンツの移動の第２の制御方法を示す図。 第３の実施形態に係り、セキュアストレージと拡張ストレージの同期方法を示す図。 セキュアストレージと拡張ストレージのデータ構成の例を示す図。 セキュアストレージと拡張ストレージのデータ構成の他の例を示す図。 セキュアストレージと拡張ストレージのデータ構成の他の例を示す図。 第４の実施形態に係り、コントローラが格納するコントローラＩＤの具体例を示す図。 第４の実施形態に係り、コントローラが格納するコントローラＩＤの具体例を示す図。 楕円曲線暗号をベースとした認証鍵交換を用いた場合の動作手順を示す図。 第５の実施形態に係に係るメモリシステムの構成例を示す図。 第５の実施形態に係るメモリシステムの認証動作を示す図。 第５の実施形態に係る鍵管理情報を示す図。 MKB技術を適用した場合におけるメモリシステムの構成例を示す図。 ＮＡＮＤ型フラッシュメモリの製造時等に書き込む場合を示す図。 ＮＡＮＤ型フラッシュメモリの製造時等に書き込む場合の動作を示すフローチャート。 鍵管理情報をカード製造者が書き込む場合を示す図。 鍵管理情報をカード製造者が書き込む場合の動作を示すフローチャート。 鍵管理情報が未記録のストレージメディアの一例を示す図。 ストレージメディアに鍵管理情報をダウンロードして記録する場合を示す図。 暗号化FKeyID束をダウンロードして記録する場合を示す図。 第６の実施形態に係り、メッセージ登録機能を含むステータスチェック処理の一例を示す図。 第６の実施形態に係り、ホスト装置間でのメッセージの通信の一例を示す図。 図４９（ａ）（ｂ）は、メッセージのフォーマットの一例を示す図。 第７の実施形態に係り、ステータスチェック処理によるRTT(Round Trip Time)計測の一例を示す図。

以下、実施の形態について、図面を参照して説明する。尚、実施形態において、同一部
分には、同一符号を付している。

図１及至図３を用いてホスト装置及びセキュアストレージの構成、及び認証方法につい
て説明する。

図１は、本実施形態が適用されるストレージシステムを概略的に示すものであり、ホス
ト装置１１及びセキュアストレージ１２の構成を示している。

セキュアストレージ１２としては、例えばＳＤカードなどのメモリカードやハードディ
スク（以下、ＨＤＤと称す）などが適用可能である。セキュアストレージ１２は、例えば
メモリ１３と、メモリ１３を制御するためのコントローラ１４により構成されている。メ
モリ１３としては、例えばＮＡＮＤフラッシュメモリやＨＤＤなどが考えられ、コントロ
ーラ１４は各々のメモリの形態に応じて必要とする機能が異なる。

メモリ１３及びコントローラ１４は同一の製造者によって製造される場合や、それぞれ
独立の製造者によって製造される場合がある。

メモリ１３は、メモリ周辺回路１３ａと、記憶部としてのデータ保持領域１３ｂに分類
される。データ保持領域１３ｂは、再生専用領域１３ｃと、記録・再生領域１３ｄに分類
される。

再生専用領域１３ｃには、後述する例えば映像等のコンテンツが格納される。

記録・再生領域１３ｄは、システムの情報が格納されるシステム領域１３ｅ、コンテン
ツ鍵等のセキュアデータが格納される保護領域１３ｆ、及び暗号化されたコンテンツ等の
データが格納される通常領域１３ｇを含んでいる。

メモリ周辺回路１３ａは、データ保持領域１３ｂに対するデータのアクセス制御、及び
コントローラ１４とメモリ１３のメモリインターフェースに相当するメモリインターフェ
ース制御などを行う。

インターフェースは、メモリ１３がＮＡＮＤフラッシュメモリの場合、ＮＡＮＤインタ
ーフェースであり、メモリ１３がベアＨＤＤの場合、ＳＡＴＡインターフェースなどであ
る。

コントローラ１４は、メモリ制御回路１４ａと、メモリ認証回路１４ｂ、及びＲＯＭ
Ａｒｅａ１４ｃにより構成されている。メモリ制御回路１４ａは、メモリインターフェー
ス１５を介してメモリ１３を制御する。

ここで、メモリ制御回路１４ａは、ホスト装置１１と、コントローラ１４のインターフ
ェースに相当するホストインターフェース制御も行う。

メモリ認証回路１４ｂは、セキュアストレージ１２と、ホスト装置１１との間の認証に
関わる処理を行う。

ホストインターフェース１６は、セキュアストレージ１２がＳＤカードの場合、ＳＤイ
ンターフェースであり、ＨＤＤの場合、ＵＳＢ、又はネットワークインターフェースなど
である。

ホスト装置１１は、例えばテレビジョン受信機、又はパーソナルコンピュータであるが
、これらに限定されるものではない。

ホスト装置１１は、ホストインターフェース１６を介して、セキュアストレージ１２を
制御するストレージ制御機能１７を有している。この機能を介してホスト装置１１は、セ
キュアストレージ１２との間で、データ読み出し、データ記録、認証などの処理を行う。

また、ホスト装置１１は、メモリ認証回路１４ｂとの間で認証を行うホスト認証機能１
８、コンテンツを暗号化／復号化するコンテンツ暗復号機能１９、コンテンツの再生や記
録などを制御するコンテンツ制御部２０、コンテンツを再生するコンテンツ再生部２１を
有している。

次に、図２及び図３を用いてホスト装置１１とセキュアストレージ１２との認証方法の
例について説明する。

図２は、ホスト装置１１からセキュアストレージ１２に対してコンテンツを記録する場
合の例を示している。

ホスト装置１１は、ホストデバイス鍵とホストデバイス証明書のペアを有している。セ
キュアストレージ１２は、メモリ１３のシステム領域内にメディアデバイス鍵とメディア
デバイス証明書を有する。

ここで、デバイス鍵とデバイス証明書は、公開鍵暗号に基づく構造を有している。具体
的には、デバイス証明書にはデバイス鍵に対応するデバイス公開鍵が含まれており、認証
する機器同士はデバイス公開鍵を交換して認証を行う。これら公開鍵の交換は、ホスト装
置１１の認証処理部１１Ａ、セキュアストレージ１２の認証処理部１２Ａが行う。認証処
理部間の認証ステップは後述する。

さらに、デバイス証明書は、デバイスID、証明書の正当性を保証する電子署名を有して
いる。認証が成立すると、ホスト装置１１は、セキュアストレージ１２内の保護領域１３
ｆに対するアクセスが可能となる。

ホスト装置１１の秘匿情報準備部１１Ｂによって準備された秘匿情報、例えばコンテン
ツの暗号化に用いるコンテンツ鍵などは、メモリ１３の保護領域１３ｆに記録される。

一方、秘匿情報はコンテンツの暗復号に用いられ、暗復号器１１Ｃによって暗号化され
た暗号化コンテンツはセキュアストレージ１２内の通常領域１３ｇに記録される。これら
認証部１１Ａの処理、コンテンツを暗号化する暗複合器１１Ｃの処理、及び秘匿情報準備
部１１Ｂの処理は、全てコンテンツ制御部２０によって制御される。

また、セキュアストレージ１２は、コントローラ１４に付随しているコントローラユニ
ーク情報としてコントローラID（IDcntr）を有していてもよい。コントローラIDは、認証
処理部１２Ａを介してホスト装置１１に提供されてもよい。

さらに、セキュアストレージ１２は、メモリ１３の再生専用領域１３ｃなどに記録され
ているメモリユニーク情報として、メモリID（IDmemory）を有していてもよい。メモリID
は認証処理部１２Ａを介して、若しくは認証処理部１２Ａを介さずに、ホスト装置１１に
提供されてもよい。

また、セキュアストレージ１２は、上記のように、個々のセキュアストレージを識別で
きる情報として、コントローラID、メモリID、デバイスIDの全て、いずれか、もしくは各
々を組み合わせた情報を有している。

（セキュアストレージと拡張ストレージ）
図３は、ホスト装置からセキュアストレージのコンテンツを読み出す場合の例を示して
いる。図２において説明した方法と同様に、認証が成立すると、ホスト装置１１は、セキ
ュアストレージ１２内の保護領域１３ｆに対するアクセスが可能となる。

ホスト装置１１は、保護領域１３ｆに記録されている秘匿情報を読み出す。さらに、ホ
スト装置１１は、通常領域１３ｇに記録されている暗号化コンテンツを読み出す。秘匿情
報と暗号化コンテンツは、暗復号器１１Ｃによって処理され、復号化されたコンテンツを
得る。これら認証処理、コンテンツ復号化処理は全てコンテンツ制御部２０によって制御
される。

図４は、ホスト装置１１、セキュアストレージ１２、及び拡張ストレージ３０を組み合
わせた構成を示している。

ホスト装置１１、及びセキュアストレージ１２は、図１に示す構成と同様である。拡張
ストレージ３０は、セキュアストレージ１２と類似の構成を有するが、メモリ認証回路や
保護領域を有さない非セキュアストレージである。

セキュアストレージ１２と拡張ストレージ３０は、各々ホスト装置１１に接続される。

本構成は、例えばセキュアストレージ１２がＳＤカード、拡張ストレージがＨＤＤの場
合などを想定している。

一般に、ＳＤカードはＨＤＤに比較してストレージ容量が１／１０〜１／１００と少な
い。セキュアストレージ１２としてのＳＤカードに、動画コンテンツなどを記録する場合
、ストレージ容量の制約より、記録可能なコンテンツ数が制限される。そこで、ＨＤＤを
拡張ストレージ３０としてホスト装置１１に接続し、拡張ストレージ３０内の記録再生領
域をＳＤカードの記録再生領域と組み合わせて利用することにより、コンテンツの記録領
域を大きく増やすことが可能となる。

勿論、セキュアストレージ１２としてＨＤＤの構成を取ることもできる。この場合、ス
トレージ容量の制約は緩和されるが、その代わりにフォームサイズが大きくなる。近年、
動画コンテンツの利用シーンが拡大し、テレビでの視聴だけでなく、スマートフォンやタ
ブレット端末などのモバイル端末において、動画コンテンツを視聴することも一般的とな
っている。モバイル端末での視聴には、フォームサイズの小さなストレージが適している
。よって、ＳＤカードに比較してフォームサイズの大きなＨＤＤは、モバイル端末での利
用には適さない。

これらを背景に、本実施形態では、セキュアストレージ１１と拡張ストレージ３０を組
み合わせることにより、ストレージ容量の確保とフォームサイズの両立を図ることを提案
する。

（セキュアストレージと拡張ストレージの第１の接続方法）
図５は、セキュアストレージ１２と拡張ストレージ３０の第１の接続方法を示している
。本例において、ホスト装置１１は、例えばテレビであり、セキュアストレージ１２は、
例えばＳＤカードであり、拡張ストレージ３０は、例えばＵＳＢ接続可能なＨＤＤ（ＵＳ
Ｂ−ＨＤＤ）である。以下において、ホスト装置１１をテレビ１１、セキュアストレージ
１２をＳＤカード１２、拡張ストレージ３０をＵＳＢ−ＨＤＤ３０とも言う。

テレビ１１は、ＳＤカード１２と接続されるためのＳＤカードスロットを有し、さらに
、ＵＳＢ機器としてのＵＳＢ−ＨＤＤ３０を接続するＵＳＢ接続端子を有している。これ
ら接続インターフェースを用いて、ＳＤカード１２とＵＳＢ−ＨＤＤ３０はテレビ１１に
接続される。

本例において、鍵などの秘匿情報は、ＳＤカード１２に記録され、暗号化されたコンテ
ンツは、ＵＳＢ−ＨＤＤ３０に記録される。テレビ１１は、それらの情報を組み合わせる
ことにより、コンテンツを再生することができる。

尚、図５において、暗号化コンテンツは、ＵＳＢ−ＨＤＤ３０に記録されている場合に
ついて示しているが、これに限らず、暗号化コンテンツは、ＳＤカード１２に記録されて
いてもよい。また、暗号化コンテンツは、１つに限らず複数であってもよい。

（セキュアストレージと拡張ストレージの第２の接続方法）
図６は、セキュアストレージ１２と拡張ストレージ３０の第２の接続方法を示している
。本例において、拡張ストレージとしてのＵＳＢ−ＨＤＤ３０は、セキュアストレージと
してのＳＤカード１２を接続するためのＳＤカードスロットを有している。ホスト装置と
してのテレビ１１は、ＵＳＢ−ＨＤＤ３０を接続するためのＵＳＢ接続端子を有している
。

これら接続インターフェースを用いて、ＳＤカード１２はＵＳＢ−ＨＤＤ３０に接続さ
れ、ＵＳＢ−ＨＤＤ３０は、テレビ１１に接続される。鍵などの秘匿情報は、ＳＤカード
１２に記録され、暗号化コンテンツは、ＵＳＢ−ＨＤＤ３０に記録される。テレビ１１は
、それらの情報を組み合わせることにより、コンテンツを再生することができる。

ＵＳＢ−ＨＤＤ３０には、ＳＤカード１２内の保護領域や通常領域にアクセスするため
の機能が含まれる。具体的には、ＵＳＢ−ＨＤＤ３０は、ＳＤインターフェースをＵＳＢ
インターフェースに変換するための図示せぬブリッジコントローラなどを有している。

（セキュアストレージと拡張ストレージの組み合わせ）
セキュアストレージ１２と拡張ストレージ３０は、種々の組み合わせが可能である。

図７（ａ）（ｂ）（ｃ）は、セキュアストレージと拡張ストレージの組み合わせ方法を
示している。

図７（ａ）は、１つのセキュアストレージ１２と１つの拡張ストレージ３０を組み合わ
せた例である。

図７（ｂ）は、１つのセキュアストレージと２つの拡張ストレージ３０−１、３０−２
を組み合わせた例である。この場合、１つのセキュアストレージが２つの拡張ストレージ
３０−１、３０−２に共有される。

図７（ｃ）は、３つのセキュアストレージ１２−１、１２−２、１２−３と１つの拡張
ストレージ３０を組み合わせた例である。この場合、１つの拡張ストレージ３０が３つの
セキュアストレージ１２−１、１２−２、１２−３により共有される。

図８は、セキュアストレージ１２と拡張ストレージ３０の利用例を示している。図８に
示す例の場合、コンテンツ及び秘匿情報は、図示せぬコンテンツサーバーからホスト装置
１１としてのテレビ１１にダウンロードされる。本例において、コンテンツ１に対応して
秘匿情報１が存在し、コンテンツ２に対応して秘匿情報２が存在する。いずれの秘匿情報
もテレビ１１を介してセキュアストレージ１２としてのＳＤカードに記録される。コンテ
ンツ１とコンテンツ２は、いずれもＵＳＢ−ＨＤＤ３０に記録される。また、コンテンツ
１はＳＤカード１２にも記録される。

コンテンツと秘匿情報が各々ＳＤカードとＵＳＢ−ＨＤＤに記録された後、テレビ１１
は、ＳＤカード１２内の秘匿情報を用いて、ＳＤカード１２もしくはＵＳＢ−ＨＤＤ３０
内のコンテンツを復号化し、コンテンツを再生する。これは例えば自宅内での利用シーン
などが考えられる。

一方で、可搬性の高いＳＤカード１２は、自宅外に持ち出され、タブレット端末４０な
どに挿入することもできる。タブレット端末４０は、ＳＤカード１２内に記録されている
秘匿情報２とコンテンツ２を組み合わせて、ＳＤカード１２内のコンテンツ１を復号化し
、コンテンツ１を再生する。

図８は、コンテンツサーバーからダウンロードする例について示した。しかし、これに
限らず、例えば放送装置からテレビ１１にコンテンツが送信されるケースにも適用できる
。この場合、通常、秘匿情報はテレビなどのホスト装置１１が生成することとなる。

（セキュアストレージと拡張ストレージの内部データ構成）
図９は、セキュアストレージと拡張ストレージにおけるデータ構造の一例を示すもので
ある。

図９を用いて、図４に示すセキュアストレージ１２と拡張ストレージ３０の組み合わせ
におけるデータ構成について説明する。尚、図９に示す構成は、図７（ａ）に示す例に相
当する。

セキュアストレージ１２内には、前述したように、保護領域１３ｆと通常領域１３ｇが
あり、拡張ストレージ３０には通常領域３０ａがある。これらセキュアストレージ１２と
拡張ストレージ３０の組み合わせを仮想セキュアストレージと呼ぶ。

セキュアストレージ１２内の保護領域１３ｆには前述した通り秘匿情報が記録され、通
常領域１３ｇには暗号化コンテンツが記録される。暗号化コンテンツに付随する管理情報
も通常領域１３ｇに記録される。

また、セキュアストレージ１２と拡張ストレージ３０の関係を示すリンク情報は、セキ
ュアストレージ１２の保護領域１３ｆに記録される。ここで、リンク情報は保護領域１３
ｆに限らず、通常領域１３ｇに記録されてもよい。すなわち、リンク情報自身を保護する
必要がある場合、リンク情報は保護領域１３ｆに記録され、保護する必要がない場合、リ
ンク情報は通常領域１３ｇに記録される。

拡張ストレージ３０内の通常領域３０ａには、前述した通り暗号化コンテンツが記録さ
れ、さらに、リンク情報も記録される。ここで、セキュアストレージ１２に記録するリン
ク情報と、拡張ストレージ３０に記録するリンク情報は、同一のフォーマットのものでも
よいし、異なるフォーマットでもよい。少なくとも、セキュアストレージ１２に記録され
るリンク情報には、拡張ストレージ３０を指定する情報が含まれ、拡張ストレージ３０に
記録されるリンク情報には、セキュアストレージ１２を指定する情報が含まれる。リンク
情報の構成については後述する。

図１０は、セキュアストレージと拡張ストレージとの他の組み合わせにおけるデータ構
成について示している。図１０に示す構成は、図７（ｂ）に示す例に相当する。

すなわち、仮想セキュアストレージは1つのセキュアストレージ１２と複数の拡張スト
レージ３０−１、３０−２、３０−３により構成される。セキュアストレージ１２内のリ
ンク情報には、拡張ストレージ３０−１、３０−２、３０−３を指定する情報が含まれ、
各拡張ストレージ３０−１、３０−２、３０−３内のリンク情報には、セキュアストレー
ジ１２を指定する情報が含まれる。このリンク情報により、セキュアストレージ１２と複
数の拡張ストレージ３０−１、３０−２、３０−３とが対応付けられる。

図１１は、セキュアストレージと拡張ストレージとの他の組み合わせにおけるデータ構
成について示している。図１１に示す構成は、図７（ｃ）に示す例に相当する。すなわち
、仮想セキュアストレージは、複数のセキュアストレージ１２−１、１２−２、１２−３
と１つの拡張ストレージ３０により構成される。各セキュアストレージ１２−１、１２−
２、１２−３内のリンク情報には、拡張ストレージ３０を指定する情報が含まれ、拡張ス
トレージ３０内のリンク情報には、各セキュアストレージ１２−１、１２−２、１２−３
を指定する情報が含まれる。このリンク情報により、セキュアストレージ１２−１、１２
−２、１２−３と拡張ストレージ３０とが対応付けられる。

ここまで、ホスト装置１１とセキュアストレージ１２の基本構成、認証方法、及びセキ
ュアストレージ１２と拡張ストレージ３０の組み合わせ方法などについて説明した。

認証方法、及びセキュアストレージ１２と拡張ストレージ３０の組み合わせ方法を実現
するには、いくつか解決しなければならない課題がある。

図１２は、セキュアストレージと拡張ストレージを用いた使用方法の一例を示すもので
あり、第１の課題を説明するために示す図である。

上記のように、鍵等のコンテンツ再生に必要な秘匿情報は、セキュアストレージ１２の
保護領域１３ｆに記録されている。また、保護領域１３ｆに記録された秘匿情報の読み出
し、記録には認証が必要である。このため、秘匿情報は不正に読み出されたり、書き込ま
れたり、複製されたりすることは防止されている。しかしながら、暗号化コンテンツ自体
は通常領域１３ｇに記録されている。このため、暗号化コンテンツは、読み出し、書き込
み、複製を容易に行うことができる。

ホスト装置１１がコンテンツを再生する場合、暗号化コンテンツの記録場所、複製状況
に拘らず、セキュアストレージ１２内の秘匿情報が必要ではある。しかし、一般に秘匿情
報は暗号化コンテンツに比べ大幅にデータサイズが少ない。

このため、図１２に示すように、例えばホスト装置１１−１にセキュアストレージ１２
と拡張ストレージ３０−１を接続し、コンテンツを再生する際、ホスト装置１１は、先ず
セキュアストレージ１２から秘匿情報を読み出す。次いで、拡張ストレージ３０−１内の
暗号化コンテンツを順次読み出してコンテンツの再生をする。

ここで、秘匿情報は一度取得すれば暗号化コンテンツを再生している過程において、ホ
スト装置１１が内部のメモリにキャッシュしておくのが通常である。すなわち、ホスト装
置１１に秘匿情報がキャッシュされた状態である場合、セキュアストレージ１２をホスト
装置１１−１から抜き取っても再生を継続することは可能である。この状態において、当
該セキュアストレージ１２をホスト装置１１−２に挿入する。

ホスト装置１１−２には、別の拡張ストレージ３０−２が接続されており、当該拡張ス
トレージには同様の暗号化コンテンツが記録されているものとする。この場合、ホスト装
置１１−２は、接続されたセキュアストレージから秘匿情報を読み出し、同じく接続され
た別の拡張ストレージから暗号化コンテンツを読み出し、コンテンツの再生をすることが
可能である。

ここで、前述したようにホスト装置１１−１は再生を継続している。この状態では、秘
匿情報の複製は防止されているものの、同時に複数個所からの再生が可能となり、あたか
もコンテンツが複製されているかのように捉えることができる。もちろん、秘匿情報自体
は複製されていないため、コンテンツの再生にはセキュアストレージが必要となり、任意
かつ大規模にコンテンツの複製及び同時再生をすることは防止されているが、コンテンツ
権利者によってはこのような運用を許さない可能性がある。

図１３は、セキュアストレージと拡張ストレージを用いた使用方法の他の例を示すもの
であり、第２の課題を説明するために示す図である。

図１３において、ホスト装置１１−１及びホスト装置１１−２は、伝送装置５０に同時
に接続されている。伝送装置５０は、例えばローカルネットワーク上のＩＰ伝送を実施す
る装置などである。

一方、伝送装置５０は、セキュアストレージ１２と拡張ストレージ３０に接続されてお
り、ホスト装置１１−１及びホスト装置１１−２は、伝送装置５０を経由してセキュアス
トレージ１２の保護領域１３ｆ、通常領域１３ｇ、及び拡張ストレージ３０の通常領域に
アクセス可能とされている。

図１３に示す状態において、セキュアストレージ１２の保護領域１３ｆに記録されてい
る秘匿情報は１つではあるが、同時に複数のホスト装置１１−１、１１−２から秘匿情報
をアクセスすることができてしまう。このため、複数のホスト装置１１−１、１１−２に
より、拡張ストレージ３０に記録されたコンテンツを再生することができる。

上記例においても、第１の課題と同様に、コンテンツ権利者によっては、このような運
用を許さない可能性がある。特に、このような運用は、拡張ストレージ３０の有無に拘ら
ず、セキュアストレージ１２内に秘匿情報と暗号化コンテンツが記録されている場合でも
可能である。

（第１の実施形態）
図１４乃至図１８は、第１の実施形態を示すものであり、第１、第２の課題を解決する
実施形態である。

図１４は、認証のステートダイアグラムを示している。図１４は、ホスト装置１１とセ
キュアストレージ１２が取り得る状態を示している。

先ず、ホスト装置１１とセキュアストレージ１２の間で認証が完了していない状態とし
て初期状態がある（Ｓ１１）。この状態において、ホスト装置１１は、セキュアストレー
ジ１２内の保護領域１３ｆにアクセスできない。

次に、ホスト装置１１とセキュアストレージ１２間で認証が完了している認証完了状態
がある（Ｓ１２）。この状態において、ホスト装置１１は、セキュアストレージ１２内の
保護領域１３ｆにアクセス可能である。

このほか、場合によっては、初期状態Ｓ１１から認証完了状態Ｓ１２に移る過程におい
て、中間状態１（Ｓ１３）や、中間状態２（Ｓ１４）が有ってもよい。

図１４に示す矢印は、各状態から別の状態へ遷移可能な方向を示している。これら状態
は、ホスト装置１１とセキュアストレージ１２間において、１対１で共有される状態であ
り、セキュアストレージ１２は、複数のホスト装置１２と認証完了状態を同時に持つこと
はできないこととする。

図１５は、第１の実施形態に係る認証処理の例を示している。

前述したように、ホスト装置１１とセキュアストレージ１２は、各々デバイス鍵とデバ
イス証明書を有している。ホスト装置１１は、ホストデバイス証明書、及びホスト乱数１
（Hr）をセキュアストレージ１２に送信する（Ｓ２１）。

セキュアストレージ１２は、メディア乱数１（Mr）、メディア乱数２（Mn）を生成し、
パラメータPをメディア乱数２から計算する（Ｓ２２）。

セキュアストレージ１２は、メディアデバイス証明書、メディア乱数１、パラメータP
、ホスト乱数１とともに、これらメッセージにメディアデバイス鍵で計算した署名も付与
してホスト装置１１に返送する（Ｓ２３）。

ホスト装置１１は、ホスト乱数２（Hn）を生成するとともに、ホスト乱数２からパラメ
ータQを計算する。また、ホスト乱数２とパラメータPよりバス鍵（BK）を計算する（Ｓ２
４）。

ホスト装置１１は、パラメータQ、メディア乱数（Mr）、及びこれらメッセージにホス
トデバイス鍵で計算した署名も付与し、これらをセキュアストレージ１２に送信する（Ｓ
２５）。

セキュアストレージ１２は、パラメータQとホスト乱数２を用いてバス鍵BKを計算する
（Ｓ２６）。

上記処理が滞りなく完了した場合、ホスト装置１１とセキュアストレージ１２間で共通
のバス鍵を確立できたこととなり、この状態をSession Established又は認証完了状態と
呼ぶ。

ここで、バス鍵は認証処理を行った当事者のホスト装置１１とセキュアストレージ１２
間でのみ秘密裏に共有されるものであり、これら以外の者は、バス鍵を知ることはできな
い。バス鍵は、保護領域１３ｆの情報をホスト装置１１とセキュアストレージ１２間で送
受信する際の暗号処理に用いられる。すなわち、当事者としてのホスト装置１１とセキュ
アストレージ１２以外は、ホスト装置１１とセキュアストレージ１２間の伝送路の情報を
取得や改ざんすることができない。

また、互いに交換したデバイス証明書には証明書配布者から付与された署名が付いてお
り、証明書を受信した場合、当該署名の正当性を検査するものとする。更に、デバイス証
明書には証明書識別番号、若しくはデバイス識別番号が含まれているものとする。

なお、この認証ステップは既知の方法に基づいたものであり、認証方式の違いにより様
々な変形が考えられるが、いずれの方法でも本願は適用可能である。

上記第１の実施形態によれば、ホスト装置１１とセキュアストレージ１２により認証処
理を行うとき、認証処理を行ったホスト装置１１とセキュアストレージ１２のみに共通の
バス鍵を生成している。このため、このバス鍵を有するセキュアストレージ１２が別のホ
スト装置に同時に接続されていたとしても、別のホスト装置は、セキュアストレージ１２
と共通のバス鍵を持たないため、セキュアストレージ１２の保護領域１３ｆをアクセスす
ることができない。

（初期化処理）
図１６は、第１の実施形態に係る初期化処理の一例を示している。ホスト装置１１がセ
キュアストレージ１２と認証を行う場合において、セキュアストレージ１２が他のホスト
装置と認証完了状態にある場合（Ｓ３１）、先ず、セキュアストレージ１２の状態を初期
状態に復帰させてから認証処理を実施する必要がある。

そこで、この場合、ホスト装置１１は、先ず、セキュアストレージ１２に対して初期化
要求を発行する（Ｓ３２）。

セキュアストレージ１２は、初期化要求に従い、認証完了状態から初期状態へと自身の
状態を遷移させる（Ｓ３３）。この初期状態への遷移は、生成されたバス鍵を破棄するこ
とに相当する。

初期状態への遷移が完了した場合、セキュアストレージ１２は、初期化が正常に終了し
たことを示す応答を行う（Ｓ３４）。

尚、初期化要求は、セキュアストレージ１２の状態如何に関わらず、ホスト装置１１が
初期化要求を出すように構成してもよい。この場合、セキュアストレージ１２は、初期状
態であったとしても、この要求を受け付け、内部状態は初期状態のままとし、ホスト装置
に初期状態である旨を返信する。

（ステータスチェック）
図１７は、第１の実施形態に係り、ホスト装置１１がセキュアストレージ１２の状態（
Status）を検査するステータスチェックステップを示している。

ここで、ホスト装置１１は、セキュアストレージ１２との間で既に認証完了状態となっ
ているかもしれないし、認証を実施する前の段階で、セキュアストレージ１２が他のホス
ト装置と既に認証完了状態になっているかもしれない（Ｓ４１）。

そこで、ホスト装置１１は、セキュアストレージ１２に対して認証状態を確認するため
の要求を一時情報（Nonce）とともに送信する（Ｓ４２）。ここで、Nonceとは、ホスト装
置１１がその都度生成する例えば乱数のようなものである。

セキュアストレージ１２は、受領した要求に従い、自身の認証状態、認証しているホス
ト証明書番号、及び受信した一時情報にバス鍵を用いて生成したメッセージ認証コード（
MAC）を付与し（Ｓ４３）、これらをホスト装置１１に返送する（Ｓ４４）。

仮に、セキュアストレージ１２が初期状態にある場合、メッセージ認証コードの生成を
省略してもよい。また、ホスト証明書番号も省略してよい。

ホスト装置１１は、セキュアストレージ１２から受信した情報について、メッセージ認
証コードの正当性をバス鍵に基づいて検証し、正当性が確認された場合、受信したメッセ
ージが正当なものであるとして、セキュアストレージ１２の認証状態を得る（Ｓ４５）。

このように、第１の実施形態によれば、バス鍵に基づいて、セキュアストレージ１２が
メッセージ認証コードを生成し、ホスト装置１１がメッセージ認証コードの正当性を検証
しているため、バス鍵を有さない第３者による認証状態の改ざんが防止される。

さらに、ホスト装置１１がセキュアストレージ１２に対して一時情報の送信を要求し、
セキュアストレージ１２が一時情報を含めた状態でメッセージ認証コードを生成している
ため、バス鍵を有さない第３者によるなりすましも防止される。

図１８は、第１の実施形態に係り、第２の課題を解決する方法を示す。しかし、この方
法は、第１の課題の解決に適用することも可能である。

前述したように、複数のホスト装置１１−１、１１−２が伝送装置５０を通じてセキュ
アストレージ１２及び拡張ストレージ３０にアクセス可能な状態であるとする。

ここで、ホスト装置１１−１がセキュアストレージ１２と認証完了状態であるとする。

すなわち、ホスト装置１１−１は、セキュアストレージ１２の保護領域にアクセス可能で
あるため、秘匿情報を取得可能であり、暗号化コンテンツの再生が可能となる。

ホスト装置１１−１は、コンテンツ再生中に、定期的にセキュアストレージ１２のステ
ータスチェックを実施することとする。ステータスチェックの結果、セキュアストレージ
１２が非認証完了状態に遷移していた場合、若しくは認証完了状態ではあるが、他のホス
ト装置と認証完了状態となっていた場合、ホスト装置１１−１は、例えば再生を停止させ
るなどの制御をするものとする。

この方法によれば、ホスト装置１１−１がコンテンツを再生可能なのは、当該ホスト装
置１１−１がセキュアストレージ１２の認証状態を占有出来ている場合のみに限定される
。このため、複数のホスト装置が同時にコンテンツの再生が可能となる問題を防止できる
。

また、この方法により第１の課題も解決することができる。なぜなら、例えばホスト装
置１１−１にセキュアストレージ１２が接続された状態において、ホスト装置１１−１が
定期的にセキュアストレージ１２のステータスをチェックすることにより、コンテンツ再
生中にセキュアストレージ１２がホスト装置１１−１から引き抜かれ、他のホスト装置１
１−２に接続された場合、ホスト装置１１−１は、正しいステータスチェックの結果を得
ることができない。このため、ホスト装置１１−１は、コンテンツの再生を終了すること
が出来る。

尚、第１の実施形態による効果とその利用方法の拡張についても言及しておく。近年で
は、ＩＰ網の発達により、自宅においたホームサーバーに記録されたコンテンツに宅外か
らアクセスしてコンテンツを再生するようなインフラが整いつつある。ここで、当該コン
テンツが著作権を有する商用コンテンツである場合、複数個所からの同時アクセスは大き
な問題となる可能性がある。特に、保護領域に記録された秘匿情報のデータサイズが小さ
いため、原理的には不特定多数の人間が当該コンテンツの再生をすることも可能である。

これを防止する手段としては、一般にリンクプロテクションと呼ばれる２つの機器間で
セキュアに情報をやり取りする暗号化方式などが適用されている。リンクプロテクション
の例としては、DTCP-IP（Digital Transmission Content Protection）やDRM(Digital Ri
ghts Management)などが代表例である。

これらリンクプロテクションは、コンテンツの再暗号化などを要求する場合もある。コ
ンテンツの再暗号化とは、記録状態での暗号化を一旦機器で復号化し、リンクプロテクシ
ョン技術により生成されたバス鍵によって、コンテンツを再暗号化して送信するような方
法である。この場合、送信側の機器は復号化と暗号化を同時に行わなければならず、実装
の負荷が重くなる。

これに対して、本実施形態の方法によれば、コンテンツを再暗号化する必要がないため
、実装が容易であり、不特定多数によるコンテンツの同時再生を防止することが可能であ
る。

更に、本方法を適用する際、以下の方法を追加で適用することも可能である。

上記において、セキュアストレージ１２内に存在する保護領域１３ｆには、ホスト装置
１１とセキュアストレージ１２が認証を完了することによりアクセスが可能となると説明
した。ここで、保護領域１３ｆは内部的に複数の保護領域に区分されていてもよい。

更に、保護領域１３ｆ内の各区分が、各コンテンツ権利者が提供するコンテンツの秘匿
情報を記録する領域として割り当てられていてもよい。ここで、コンテンツ権利者によっ
ては、ステータスチェックによる認証状態の占有を要求し、またコンテンツ権利者によっ
ては、認証状態の占有を要求しない場合などがあった際、ステータスチェックの適用如何
を保護領域１３ｆの各区分毎に定めることができる。例えば、ダウンロードコンテンツの
場合、当該ダウンロードコンテンツの権利者は、認証状態の占有を要求しない。よって、
当該コンテンツ権利者が配布するコンテンツの秘匿情報を記録した保護領域にアクセスす
る場合、認証状態の占有確認は不要という運用ができる。

また、放送録画コンテンツの場合、当該放送録画コンテンツの権利者は、認証状態の占
有を要求する。よって、当該コンテンツ権利者が配布するコンテンツの秘匿情報を記録し
た保護領域にアクセスする場合、認証状態の占有確認は必要という運用もできる。

上記のように、コンテンツ権利者の要求に応じた認証状態の占有確認をすることで、例
えば以下のような利点がある。一般に、ネットワークサーバーから動画コンテンツを配信
する場合、ダウンロードには時間がかかる。一方、ユーザーはダウンロード完了を待たず
に動画コンテンツを再生したい。ダウンロードにおいては、サーバーとセキュアストレー
ジ１２間で認証を行い、秘匿情報を記録する必要がある。

また、再生においては、再生装置とセキュアストレージ１２間で認証を行い、秘匿情報
を読み出す必要がある。すなわち、ダウンロードをしつつ、再生を行う場合、異なる２者
が同一のセキュアストレージ１２に対して、認証を行うことが必要である。ここで、当該
動画コンテンツを配信するコンテンツ権利者が認証状態の占有を要しない場合、上記のよ
うに異なる２者が同一のセキュアストレージ１２に対して、適宜認証をしても再生を継続
することが可能となる。

一方、放送録画コンテンツにおいても、同様に録画をしつつ再生を行うなどといった、
裏録再生や追っかけ再生のような、秘匿情報の記録と読み出しを同時に行いたい場合があ
る。しかしながら、上記のような場合、通常録画装置と再生装置は同一の装置であり、す
なわち秘匿情報の記録と読み出しにおいても、同一のホストデバイス証明書を利用するこ
とが可能である。換言すると、同一の装置内の記録処理部と再生処理部では、占有した認
証状態を共有できるため、秘匿情報の記録や読み出しの都度、認証をやり直す必要はない
。

（第２の実施形態）
図１９は、セキュアストレージと拡張ストレージを組み合わせて利用する場合の例を示
している。

前述したように、セキュアストレージと拡張ストレージが１対１で組み合わされる場合
のほか、１つのセキュアストレージに対して複数の拡張ストレージが組合される場合、複
数のセキュアストレージに対して１つの拡張ストレージが組合される場合ある。

さらに、図１９に示すように、複数のセキュアストレージ１２−１〜１２−４に対して
複数の拡張ストレージ３０−１〜３０−４が組み合わされる場合が想定される。この場合
、ホスト装置は、どのセキュアストレージと拡張ストレージが組み合わされて利用されて
いるかを知る必要がある。このため、セキュアストレージと拡張ストレージの各個体を識
別するための識別子を得る必要がある。

図２０及至図２３は、第２の実施形態を示すものであり、どのセキュアストレージと拡
張ストレージが組み合わされて利用されているかを認識するための手段を示している。

図２０は、識別子の第１の例を示している。図２０において、セキュアストレージ１２
内のコントローラ１４内には、コントローラIDが格納され、メモリ１３の再生専用領域に
はメモリIDが格納されている。また、メモリ１３のシステム領域内に保持されているメデ
ィアデバイス証明書にはデバイスIDが付与されている場合もある。これらのうち、いずれ
か1つ、若しくはそれらの組み合わせにより、ホスト装置１１は、個々のセキュアストレ
ージ１２を一意に識別することができる。

また、拡張ストレージ３０には、通常、個体を識別可能な番号が付与されていることが
多い。例えば、ＨＤＤのインターフェースとして広く利用されているＡＴＡ（AT Attachm
ent）インターフェースにおいては、各ＡＴＡ機器の属性を得るためのコマンドとして、I
DENTIFY DEVICEと呼ばれるコマンドが存在する。ここで、IDENTIFY DEVICEが発行される
と、ＡＴＡ機器は、当該コマンドの返信として、機器情報をホスト装置１１へと送る。機
器情報としては、例えばモデル番号、シリアル番号、World Wide Name(WWN)などの個体を
識別可能な情報が含まれている。これらの情報は、ホスト装置１１が拡張ストレージ３０
を一意に識別するための情報として利用可能である。

図２１は、識別子の第２の例を示している。図２１において、セキュアストレージ１２
は、図２０に示す第１の例と同様である。拡張ストレージ３０において、もし当該機器の
出荷時に個体識別可能な番号が含まれていない場合、ホスト装置１１が個体識別番号を付
与することも可能である。

この場合、ホスト装置１１は、例えばファームウェアにより構成された識別子生成機能
を有し、この識別子生成機能によりExtended Storage IDを生成する。この生成されたExt
ended Storage IDは、拡張ストレージ３０に供給され、拡張ストレージ３０の識別番号と
して、通常領域に記録される。

このような構成によれば、個体識別可能な番号を持たない拡張ストレージに識別子を付
与することができ、また、この識別子に基づき、ホスト装置１１は、拡張ストレージを識
別することができる。

次に、図２０、図２１のいずれか、若しくはこれらの組み合わせにより得られた識別子
の利用方法を示す。

図９乃至図１１において説明したように、データ構造は、セキュアストレージ１２と拡
張ストレージ３０の関係を示すリンク情報を含んでいる。リンク情報はセキュアストレー
ジと拡張ストレージの各々に記録される。

図２２は、セキュアストレージ１２内に記録されるリンク情報を示している。図２０又
は図２１によって得た拡張ストレージの識別子は、セキュアストレージ１２内のリンク情
報に包含される。

ここで、リンク情報は１つのセキュアストレージ１２が複数の拡張ストレージ３０と組
み合わされて利用される場合に備え、図２２（ａ）に示すように、複数の拡張ストレージ
情報＃０〜＃Ｎ−１により構成されるものとする。

図２２（ｂ）に示すように、各拡張ストレージ情報には、拡張ストレージの識別子が含
まれる。具体的には、例えば図２０に示すシリアル番号、モデル番号、及びWorld Wide N
ameなどが含まれる。

また、これら識別子が設定されていない場合、拡張ストレージ情報として、図２１に示
すホスト装置１１が付与したExtended Storage IDを用いることができる。

さらに、拡張ストレージ情報は、拡張ストレージに設定された識別子とホスト装置１１
が付与したExtended Storage IDの両方を含んでいてもよい。

また、拡張ストレージ情報は、拡張ストレージ３０と関連付けられているセキュアスト
レージ１２内のファイルディレクトリを指定する情報も含んでいてもよい。これについて
は後述する。

図２３は、拡張ストレージ３０内に記録されるリンク情報の一例を示している。

図２３（ａ）は、図２２（ａ）と同様である。この例の場合、図２３（ｂ）に示すよう
に、セキュアストレージ１２の識別子（Media ID）が拡張ストレージ内のリンク情報に含
まれている。すなわち、各セキュアストレージ情報には、セキュアストレージ１２の識別
子（Media ID）が含まれる。

本例では、コントローラID、メモリID、及びデバイス証明書番号のいずれか、若しくは
それらの組み合わせより得られるセキュアストレージ識別子としてMedia IDが含まれる。

また、セキュアストレージ１２と関連付けられている、拡張ストレージ３０内のファイル
ディレクトリを指示する情報も含んでいてもよい。これについては後述する。

上記第２の実施形態によれば、拡張ストレージ３０及び又はセキュアストレージ１２は
、各セキュアストレージ、各拡張ストレージを関連付けるリンク情報を有し、このリンク
情報は、セキュアストレージ１２、拡張ストレージ３０に設定された識別子を含んでいる
。このため、複数のセキュアストレージ及び複数の拡張ストレージが組み合わせて使用さ
れる場合においても、リンク情報を参照することにより、各セキュアストレージ、各拡張
ストレージを一意に識別することが可能である。

（第３の実施形態）
前述したように、セキュアストレージ１２内の保護領域には、各コンテンツに対応する
秘匿情報が記録され、暗号化コンテンツはセキュアストレージ１２内の通常領域、拡張ス
トレージ３０内の通常領域のいずれか若しくは両方に記録される。

一般に、動画コンテンツは、再生するばかりではなく、動画コンテンツの分割などを含
む編集処理や、動画コンテンツの消去など、暗号化コンテンツの実体を変更するような処
理が行われる。

図２４に示すように、同一の暗号化コンテンツがセキュアストレージ１２と拡張ストレ
ージ３０の両方に存在し、セキュアストレージ１２のみを持ち出してタブレット端末４０
に接続し、タブレット端末４０において、コンテンツの編集や消去などの操作を行った場
合、セキュアストレージ１２内のコンテンツと拡張ストレージ３０内のコンテンツの間で
不整合が生じてしまう。

また、動画コンテンツの再生において、例えば１時間の動画をユーザーが視聴している
際に、途中の３０分まで再生し、一旦再生を止め、次いで、続きを再生するなどのケース
も存在する。これは、一般にレジューム再生と呼ばれ、再生を停止したタイミングの情報
は、マーク情報としてホスト装置１１内の不揮発性メモリに記憶される。又は、類似のマ
ーク情報がセキュアストレージ１２、若しくは拡張ストレージ３０内に記録される。

ホスト装置１１は、再生を行う場合、いずれかのマーク情報に基づき、コンテンツの続
きの再生を行う箇所を判別する。この際、マーク情報がセキュアストレージ１２と拡張ス
トレージ３０の両方に存在し、セキュアストレージ１２のみをホスト装置１１に接続して
再生を継続し、この状態において、さらに、再生を停止した場合、セキュアストレージ１
２内のマーク情報と、拡張ストレージ３０内のマーク情報に不整合が生じ、ホスト装置１
１はどちらを利用すべきか混乱する場合がある。

このように、セキュアストレージ１２のみを持ち出してコンテンツにアクセスし、次い
でセキュアストレージ１２と拡張ストレージ３０を接続し、コンテンツにアクセスする場
合、各情報の取り扱いが難しくなる。

そこで、第３の実施形態は、このようなセキュアストレージ１２と拡張ストレージ３０
の使用形態において、ユーザー側でも使用方法の混乱や、異なる製造者によって製造され
た複数のホスト装置１１によってセキュアストレージ１２と拡張ストレージ３０が利用さ
れた場合における互換性の問題を起こすことなく、確実な処理を可能とする。

図２５及至図３２を用いて、第３の実施形態について説明する。

図２５は、セキュアストレージ１２と拡張ストレージ３０内のデータ構造を示している
。尚、セキュアストレージ１２内には前述したように、システム領域、保護領域、再生専
用領域、通常領域などが存在するが、ここでは通常領域について説明する。

図２５に示すように、セキュアストレージ１２内の通常領域１３ｇは、スタンドアロン
領域（SAD）と、拡張領域（EXDS）に分類されている。スタンドアロン領域（SAD）は、コ
ンテンツ、セキュリティー情報、制御情報等を記憶する領域であり、スタンドアロン領域
（SAD）内のコンテンツは、後述するように、セキュアストレージ１２単独で、再生や実
体の変更等が可能とされている。一方、拡張領域（EXDS）は、拡張領域（EXDN）に保存さ
れたコンテンツと組み合わせて利用される情報、若しくは拡張領域（EXDN）のみで利用可
能であるが、後述するように利用規則を設けたもとで利用される情報等を記憶する領域で
ある。

また、拡張ストレージ３０内の通常領域３０ａは拡張領域（EXDN）とする。

ここで、スタンドアロン領域（SAD）と拡張領域（EXDS）には、以下の規則を適用する
こととする。

・スタンドアロン領域（SAD）と拡張領域（EXDS）には、同一のコンテンツを重複して
格納してはならない。

・コンテンツをスタンドアロン領域（SAD）から拡張領域（EXDS）に移動させる場合、
コンテンツを拡張領域（EXDS）に移すとともに、スタンドアロン領域（SAD）のコンテン
ツを削除する。

・コンテンツを拡張領域（EXDS）からスタンドアロン領域（SAD）に移動させる場合、
コンテンツをスタンドアロン領域（SAD）に移すとともに、拡張領域（EXDS）のコンテン
ツを削除する。

・セキュアストレージ１２の拡張領域（EXDS）内と拡張ストレージ３０内の拡張領域（
EXDN）内において、同一のコンテンツが記録されていてもよい。

・セキュアストレージ１２の拡張領域（EXDS）内と拡張ストレージ３０内の拡張領域（
EXDN）内において、同一のファイル名で異なるコンテンツを記録してはならない。

・秘匿情報は、スタンドアロン領域（SAD）と拡張領域（EXDS）、拡張領域（EXDN）の
各々のコンテンツと関係を持つ。

・セキュアストレージ１２のスタンドアロン領域（SAD）に記録されているコンテンツ
のコンテンツ管理情報は、セキュアストレージ１２のスタンドアロン領域（SAD）に記録
されていなければならない。

・セキュアストレージ１２の拡張領域（EXDS）、若しくは拡張ストレージ３０の拡張領
域（EXDN）に記録されているコンテンツのコンテンツ管理情報は、セキュアストレージ１
２の拡張領域（EXDS）に記録されていなければならない。

また、場合によっては、以下の制約をさらに付加してもよい。

・セキュアストレージ１２の拡張領域（EXDS）内に記録されているコンテンツ群は、拡
張ストレージ３０内に記録されているコンテンツ群の部分集合でなければならない。

（コンテンツ移動制御）
図２６は、セキュアストレージ１２と拡張ストレージ３０が両方ともホスト装置１１に
接続されている場合におけるコンテンツの制御方法を示している。具体的には、セキュア
ストレージ１２のスタンドアロン領域（SAD）と拡張領域（EXDS）におけるコンテンツの
制御方法を示している。ここで、以下の用語について定義する。

・Playback：コンテンツを再生すること。

・Record：コンテンツを記録すること。

・Edit：コンテンツを編集すること。編集とはコンテンツの分割、一部の消去、結合な
どを含む。

・Move：コンテンツと秘匿情報を他のセキュアストレージに移すこと、若しくは他のDR
M（Digital Rights Management）により保護された他の機器やストレージに移すこと。

・Transfer：スタンドアロン領域（SAD）と拡張領域（EXDS）間でコンテンツを移動す
ること。

図２６において、初期状態は以下のとおりである
・セキュアストレージ１２のスタンドアロン領域（SAD）にはコンテンツＡとコンテン
ツＣが記録されている。

・セキュアストレージ１２の拡張領域（EXDS）にはコンテンツＸが記録されている。

・拡張ストレージ３０の拡張領域（EXDN）にはコンテンツＸとコンテンツＺが記録され
ている。

・コンテンツＰはセキュアストレージ１２のスタンドアロン領域（SAD）に記録されて
いるか、若しくは拡張ストレージ３０の拡張領域（EXDN）に記録されているかのいずれか
である。

上記初期状態において、ホスト装置１１に実施が許容された制御方法を以下に示す。

・セキュアストレージ１２のスタンドアロン領域（SAD）内のコンテンツに対して、Pla
yback、Edit、Record、Delete、Move、Transferを行うこと。

・セキュアストレージ１２の拡張領域（EXDS）内のコンテンツ、又は拡張ストレージ２
０の拡張領域（EXDN）内のコンテンツに対して、Playback、Edit、Record、Delete、Move
、Transferを行うこと。

すなわち、セキュアストレージ１２と拡張ストレージ３０の両方がホスト装置１１に接
続されている場合、ホスト装置１１は、Playback、Edit、Record、Delete、Move、Transf
erの全ての処理を実行することが可能である。これら各処理の結果、コンテンツがどのよ
うに移動するかは、ホスト装置１１内において、各処理の名称が記載されたBoxと矢印に
よって図中に示される。

すなわち、例えばPlaybackが実行されると、セキュアストレージ１２のスタンドアロン
領域（SAD）内のコンテンツＡがホスト装置１１に移動され、再生される。

Editが実行されると、セキュアストレージ１２のスタンドアロン領域（SAD）内のコン
テンツＡがホスト装置１１に移動され、ホスト装置１１において、コンテンツＡがコンテ
ンツＡ’に編集される。この編集されたコンテンツＡ’は、セキュアストレージ１２のス
タンドアロン領域（SAD）に格納される。

Recordが実行されると、ホスト装置１１からコンテンツＢがセキュアストレージ１２の
スタンドアロン領域（SAD）に格納される。

Deleteが実行されると、例えばコンテンツＣがセキュアストレージ１２のスタンドアロ
ン領域（SAD）から消去される。

Moveが実行されると、セキュアストレージ１２のスタンドアロン領域（SAD）内のコン
テンツＣがホスト装置１１に読み出され、他のセキュアストレージ、又は他のＤＲＭに移
動される。Moveの実行により、コンテンツＣは、スタンドアロン領域（SAD）から消去さ
れる。

Transferが実行されると、例えば拡張ストレージ３０の拡張領域（EXDN）内のコンテン
ツＰがセキュアストレージ１２のスタンドアロン領域（SAD）内に移動される。Transfer
の実行により、コンテンツＣは、スタンドアロン領域（SAD）から消去される。

上記説明は、主としてセキュアストレージ１２のスタンドアロン領域（SAD）内のコン
テンツの移動処理について説明したが、拡張領域（EXDS）（EXDN）内のコンテンツの移動
処理も同様に実行される。

図２７は、ホスト装置１１にセキュアストレージ１２のみが接続されている場合におけ
るコンテンツの移動の第１の制御方法を示している。

図２７において、初期状態は、図２６に示した例と同様である。この初期状態において
、ホスト装置１１に実施が許容された制御方法を以下に示す。

・セキュアストレージ１２のスタンドアロン領域（SAD）内のコンテンツに対して、Pla
yback、Edit、Record、Delete、Move、Transferを実行すること。

・拡張領域（EXDS）内のコンテンツに対して、Playbackを実行すること。

ホスト装置１１は、スタンドアロン領域（SAD）内のコンテンツに対して、図２６にお
ける説明と同様の処理を実行することが可能である。しかし、拡張領域（EXDS）内のコン
テンツについて、コンテンツの実体の追加、削除、改変が生じる行為としてのDelete、Mo
ve、Transfer、Record、Moveは、ホスト装置１１に許容されていない。

すなわち、セキュアストレージ１２内と拡張ストレージ３０内に同一のコンテンツが複
製されているような場合、具体的には、図２７に示すコンテンツＸのように、セキュアス
トレージ１２内と拡張ストレージ３０内に存在する場合、コンテンツＸに対して当該処理
が実行されると、コンテンツの実体に不整合が生じてしまう。このため、これを避けるた
め、拡張領域（EXDS）内のコンテンツに対するDelete、Move、Transfer、Record、Moveは
、ホスト装置１１に許容されていない。この運用は、図３０にて示されるデータ構造をと
る場合に望ましい。詳細は図３０の説明にて後述する。

図２８は、ホスト装置１１にセキュアストレージ１２のみが接続されている場合におけ
るコンテンツの移動の第２の制御方法を示している。

図２８において、初期状態は、図２７に示した例と同様である。この初期状態において
、ホスト装置１１に実施が許容された制御方法を以下に示す。

・セキュアストレージ１２のスタンドアロン領域（SAD）内のコンテンツに対して、Pla
yback、Edit、Record、Delete、Move、Transferを実行すること。

・拡張領域（EXDS）内のコンテンツに対して、Playback、Delete、Move、Transferを実
行すること。

本例において、スタンドアロン領域（SAD）内のコンテンツに対しては、図２７におけ
る説明と同様の処理を実行することが可能である。しかし、拡張領域（EXDS）内のコンテ
ンツについては、コンテンツの実体の追加や改変が生じる行為としてのRecordとEditは、
ホスト装置１１に許容されていない。

すなわち、セキュアストレージ１２内と拡張ストレージ３０内に同一のコンテンツが複
製されているような場合、具体的には、図２８に示すように、セキュアストレージ１２内
と拡張ストレージ３０内にコンテンツＸが格納されている場合において、セキュアストレ
ージ１２内のコンテンツＸが編集されると、セキュアストレージ１２内と拡張ストレージ
３０内のコンテンツＸの実体に不整合が生じてしまう。これを避けるため、セキュアスト
レージ１２の拡張領域（EXDS）内のコンテンツに対するRecordとEditは、ホスト装置１１
に許容されていない。

一方、Move、Delete、Transferなどのような消去を生じる行為は、不整合を比較的容易
に解決することができる。例えば、セキュアストレージ１２内にコンテンツのリストを示
す管理情報を記録しているため、当該管理情報のコンテンツリストから消去したコンテン
ツを除くことなどで対処することが可能である。

勿論、当該管理情報に追加や編集の状態を保持しておけば、上記で禁止したRecordやEd
itなどの行為を行うことも可能である。但し、これらの行為は、前述した「セキュアスト
レージ１２の拡張領域（EXDS）内に記録されているコンテンツ群は、拡張ストレージ内に
記録されているコンテンツ群の部分集合でなければならない」という規則を適用した場合
、コンテンツの実体をセキュアストレージ１２内の拡張領域（EXDS）と拡張ストレージ３
０内の拡張領域（EXDN）内で同期するという処理が必要となる。このため、同期時間が延
長されるため好ましくない。

また、当該規則を適用しない場合、ホスト装置１１に対して、以下の規則を適用するこ
とも可能である。

・セキュアストレージ１２内の拡張領域（EXDS）にのみ存在するコンテンツに対して、
Playback、Edit、Record、Delete、Move、Transferを実行すること。

この運用は、後述する図３１及び図３２に示されるデータ構造をとる場合に望ましい。

（セキュアストレージと拡張ストレージの同期方法）
図２９は、図２８を適用した場合におけるセキュアストレージ１２と拡張ストレージ３
０の同期方法について示している。

セキュアストレージ１２の拡張領域（EXDS）内にはコンテンツＸが記憶され、拡張スト
レージ３０の拡張領域（EXDN）内にはコンテンツＸ及びコンテンツＹが存在するものとす
る。

ここで、セキュアストレージ１２のみをホスト装置１１に接続し、コンテンツＹに対し
てDelete、Move、Transferのいずれかの行為を行ったとする。当該行為の後、セキュアス
トレージ１２と拡張ストレージ３０をホスト装置１１に接続し、同期処理を行うとする。

ホスト装置１１は、セキュアストレージ１２の拡張領域（EXDS）に記録された管理情報
に基づき、コンテンツＹが消去状態であるのが正しいか、記録状態であるのが正しいかを
判別する。ここで、管理情報の詳細については後述する。

判別の結果、管理情報には消去状態が正しいことが示されており、ホスト装置１１は、
拡張ストレージ３０内のコンテンツＹを消去する。ここで、EditやRecordなどの行為をセ
キュアストレージ１２の拡張領域（EXDS）内のコンテンツに対して実施することを禁止し
ておくことにより、同期処理に要する時間を大幅に削減することが可能である。なぜなら
、EditやRecordはセキュアストレージ１２の拡張領域（EXDS）内に、拡張ストレージ３０
の拡張領域（EXDN）には存在しなかったコンテンツを追加することに相当する。このため
、同期処理は、セキュアストレージ１２から拡張ストレージ３０に対してコンテンツをコ
ピーすることに対応する。

一般に、動画コンテンツはデータサイズが大きい。このため、コンテンツのコピーに要
する時間は無視できず、ユーザーの利便性を大きく損なう可能性がある。特に、民生用の
放送録画機器、例えばＨＤＤレコーダなどは、ＨＤＤレコーダが起動した際、セキュアス
トレージ１２と拡張ストレージ３０が接続されている場合、それらが継続的に接続されて
いたのか、一度セキュアストレージ１２が取り外されてEditやRecordがなされたのかを判
別する手段がない。このため、起動の都度、同期処理を行う必要があり、同期処理の時間
短縮は非常に重要である。

勿論、図２７の説明において言及したように、図２８の規則に対して、さらに管理情報
内に編集及び追加状態を保持する構成を設ければよい。この構成の場合、そもそも同期処
理が不要であるため、時間短縮をする必要がなくなる。

（データ構成例）
図３０は、セキュアストレージ１２と拡張ストレージ３０のデータ構成の例を示すもの
であり、上述した説明内容を包含する。また、図２７の説明で示した規則を適用した場合
の詳細なデータ構成例を示している。

セキュアストレージ１２のスタンドアロン領域（SAD）内には、コンテンツ保護情報デ
ィレクトリが存在する。当該ディレクトリの下には、１つ以上のコンテンツ保護の制御情
報000〜002が含まれる。コンテンツ保護の制御情報000〜002は、各々保護領域に存在する
秘匿情報と対応関係を持っており、後述するセキュリティ情報により参照される。

セキュアストレージ１２のスタンドアロン領域（SAD）内には、１つ以上セキュリティ
情報00001や１つ以上の暗号化コンテンツ00001も存在する。セキュリティ情報00001は、
暗号化コンテンツ00001と関係を持っている。また、セキュリティ情報00001の内部には、
制御情報000〜002を指し示す情報が含まれる。すなわち、セキュリティ情報00001と制御
情報000〜002から暗号化コンテンツの復号に関わる保護領域内の秘匿情報を辿ることがで
きる。

このような構成により、スタンドアロン領域（SAD）のコンテンツの制御が可能となる
。

一方、セキュアストレージ１２内の拡張領域（EXDS）には、１つ以上のセキュリティ情
報10000〜10001と、１つ以上の暗号化コンテンツ10001が含まれる。

セキュリティ情報10000〜10001は暗号化コンテンツ10001と関係を持っており、また、
セキュリティ情報10001内部には制御情報000〜002を指し示す情報が含まれる。すなわち
、セキュリティ情報10001と制御情報000〜002から暗号化コンテンツの復号に関わる保護
領域内の秘匿情報を辿ることができる。

また、拡張ストレージ３０内の拡張領域（EXDN）には暗号化コンテンツ10000〜10001が
含まれる。

ここで、セキュアストレージ１２の拡張領域（EXDS）内のセキュリティ情報10000〜100
01は、セキュアストレージ１２の拡張領域（EXDS）に含まれる暗号化コンテンツ10001と
、拡張ストレージ３０の拡張領域（EXDN）に含まれる暗号化コンテンツ10001のいずれか
一方、若しくは両方と関係付けられている。

また、セキュアストレージ１２の拡張領域（EXDS）において、各セキュリティ情報1000
0〜10001と暗号化コンテンツ10001は、各々拡張ストレージ３０のディレクトリの下に記
録される。ここで、拡張ストレージ３０のディレクトリの名称（セキュアストレージｘｘ
ｘ、セキュアストレージyy）は、セキュアストレージの名称と対応されている。すなわち
、拡張ストレージ３０のディレクトリの名称は、リンク情報の構成において説明したディ
レクトリを指し示す情報と関連付けられている。よって、ホスト装置１１は、リンク情報
からどのディレクトリの情報がどの拡張ストレージ３０に対応しているかを辿ることがで
きる。

同様に、拡張ストレージ３０の拡張領域（EXDN）において、各暗号化コンテンツ10000
〜10001は、各々セキュアストレージ１２のディレクトリの下に記録される。ここで、セ
キュアストレージ１２のディレクトリの名称は、前記リンク情報の構成方法において説明
したディレクトリを指し示す情報と関連付けられている。よって、ホスト装置１１は、リ
ンク情報からどのディレクトリの情報がどのセキュアストレージ１２に対応しているかを
辿ることができる。

これらの構成により、これまで説明した内容を包含し、また、図２８の規則を適用した
場合におけるコンテンツの制御が全て可能となる。

尚、ディレクトリの構造については、更に細分化した構造をとることも可能であり、図
３０に示す構成でなくとも本実施形態は実現可能である。例えば、制御情報、セキュリテ
ィ情報、暗号化コンテンツは、各々更に分類されたディレクトの元に置かれていてもよい
。例えばコンテンツの配信者毎に分類されたディレクトリや、暗号化方式ごとに分類され
たディレクトリなどがあってもよい。これら分類の構成は、後述する図３１、３２にも適
用可能である。

更に、上記説明は、図２７の説明で示した規則を適用した場合に沿ったものであるが、
図２８の説明に沿った規則を適用することも可能である。図２８の規則においては、図２
９に示したように消去状態であるのが正しいか、記録状態であるのかが正しいかを判別し
、同期をする方法が必要となる。この方法として、セキュアストレージ１２の拡張領域（
EXDS）内に記録されているセキュリティ情報の有無と、拡張ストレージ３０内の拡張領域
（EXDN）内に記録されている暗号化コンテンツの有無とを比較・参照することで、不要な
ファイルを削除するなどが可能となる。

更に、図２８においては、編集やコンテンツの追加を不可としたが、上記消去状態であ
るのが正しいか、記録状態であるのが正しいかを判別するのと同様に、セキュアストレー
ジ１２の拡張領域（EXDS）内に記録されているセキュリティ情報の有無と、拡張ストレー
ジ３０内の拡張領域（EXDN）内に記録されている暗号化コンテンツの有無とを比較・参照
することで、編集状態が正しいか、未編集状態が正しいか、更に追加状態が正しいか、未
追加状態が正しいか、なども判別可能である。

図３１及び図３２は、他のデータ構成例を示している。

図３１及び図３２を用いて、これまで説明した内容を包含し、図２７又は図２８の規則
を適用した場合の詳細なデータ構成例について説明する。

図３１において、セキュアストレージ１２のスタンドアロン領域（SAD）内には、コン
テンツ保護情報のディレクトリが存在する。当該ディレクトリの下には、１つ以上のコン
テンツ保護の制御情報000〜001が含まれる。コンテンツ保護の制御情報000〜001は、各々
保護領域に存在する秘匿情報と対応関係を持っており、後述するセキュリティ情報により
参照される。

セキュアストレージ１２のスタンドアロン領域（SAD）内には、１つ以上セキュリティ
情報00000〜00001が存在する。セキュリティ情報00000〜00001は、暗号化コンテンツ0000
0と関係を持っており、また、セキュリティ情報00000〜00001内部には、制御情報000〜00
1を指し示す情報が含まれる。すなわち、セキュリティ情報00000〜00001と制御情報000〜
001から暗号化コンテンツの復号に関わる保護領域内の秘匿情報を辿ることができる。

また、本例において、暗号化コンテンツ00000は、ＡＶコンテンツのディレクトリの下
に記録される。ＡＶコンテンツディレクトリには、暗号化コンテンツ00000のリスト情報
を含むインデックス情報ファイルなどがあり、ストリーム情報ディレクトリの下には暗号
化コンテンツ00000が含まれる。その他のファイルもＡＶコンテンツディレクトリの下に
は含まれる。詳細は図３２において説明する。

このような構成により、スタンドアロン領域（SAD）のコンテンツの制御が可能となる
。

一方、図３２は、セキュアストレージ１２の拡張領域（EXDS）の構成を示している。

図３２において、セキュアストレージ１２の拡張領域（EXDS）には、ＡＶコンテンツの
ディレクトリが存在する。ＡＶコンテンツディレクトリには、例えばインデックス情報フ
ァイルと一般情報ファイルと、メニュー用のサムネイルファイル及びチャプター用サムネ
ールと、プレイリストと、クリップ情報と、ストリームとが記録される。

インデックス情報ファイルと一般情報ファイルは、暗号化コンテンツのリスト情報を含
んでいる。

メニュー用サムネイルファイルは、コンテンツのリストをユーザーインターフェースと
して表示する際のメニュー向け情報である。

チャプター用サムネールは、各コンテンツがシーン毎に分割されており、それら各シー
ンに対応したサムネール情報や先に説明したレジュームタイミングでのサムネール情報な
どが含まれている。

プレイリストは、各暗号化コンテンツの一部もしくは全体もしくは複数の暗号化コンテ
ンツを跨った再生パターンを記録している。

クリップ情報は、各暗号化コンテンツの諸情報（長さ、エンコード状態、その他のコン
テンツ付随情報）を含んでいる。

ストリームは、暗号化コンテンツなどを記録している。

また、拡張ストレージ３０内の拡張領域（EXDN）には、ＡＶコンテンツのディレクトリ
がある。ＡＶコンテンツディレクトリは、ストリームを含み、ストリームは、例えば複数
の暗号化コンテンツを含んでいる。

ここで、セキュアストレージ１２の拡張領域（EXDS）内の各々のファイルは、セキュア
ストレージ１２の拡張領域（EXDS）に含まれる暗号化コンテンツ、拡張ストレージ３０の
拡張領域（EXDN）に含まれる暗号化コンテンツのいずれか一方、若しくは両方と関連付け
られている。

さらに、セキュアストレージ１２の拡張領域（EXDS）のＡＶコンテンツディレクトリは
、図２７及び図２８の運用を可能とするため、インデックス情報ファイル及び一般情報フ
ァイルに加えて、部分インデックス情報ファイル及び部分一般情報ファイルも記録される
。この部分インデックス情報ファイル及び部分一般情報ファイルは、セキュアストレージ
１２の拡張領域（EXDS）のみに存在する暗号化コンテンツのリストを包含する。

すなわち、インデックス情報ファイル及び一般情報ファイルは、セキュアストレージ１
２の拡張領域（EXDS）、及び拡張ストレージ３０内の拡張領域（EXDN）のいずれか一方、
若しくは両方に存在する全ての暗号化コンテンツを指定する情報を包含しており、部分イ
ンデックス情報ファイル及び部分一般情報ファイルは、セキュアストレージ１２の拡張領
域（EXDS）に存在する暗号化コンテンツのみを指定する情報を包含している。これにより
、ホスト装置１１は、各々の拡張領域に存在する暗号化コンテンツのリストを把握するこ
とが可能となり、図２９において説明した同期方法を実現することが可能となる。換言す
ると、前述の消去状態であるのが正しいか、記録状態であるのかが正しいかを判別する方
法として、部分インデックス情報ファイル及び部分一般情報ファイルと、インデックス情
報ファイル及び一般情報ファイルと、拡張ストレージ３０内の拡張領域（EXDN）内に記録
されているファイルとを比較・参照することで、不要なファイルを削除するなどが可能と
なる。

更に、図２８においては、編集やコンテンツの追加を不可としたが、上記消去状態であ
るのが正しいか、記録状態であるのが正しいかを判別するのと同様に、部分インデックス
情報ファイル及び部分一般情報ファイルと、インデックス情報ファイル及び一般情報ファ
イルと、拡張ストレージ３０内の拡張領域（EXDN）内に記録されているファイルとを比較
・参照することで、編集状態が正しいか、未編集状態が正しいか、更に追加状態が正しい
か、未追加状態が正しいか、なども判別可能である。

その他、リンク情報によって指定される拡張ストレージ３０のディレクトリ、セキュア
ストレージ１２のディレクトリ構造は、図３０に示す構成と同様である。

上記第３の実施形態によれば、セキュアストレージ１２は、スタンドアロン領域（SAD
）と拡張領域（EXDS）を有し、スタンドアロン領域（SAD）及び拡張領域（EXDS）は、コ
ンテンツを管理する管理情報を含み、管理情報は、拡張領域（EXDS）は、さらに拡張スト
レージ３０との関係を示すリンク情報を含んでいる。しかも、拡張領域（EXDS）の管理情
報は、セキュアストレージ１２のみに存在する暗号化コンテンツのみを指定する情報を含
んでいる。このため、セキュアストレージ１２のコンテンツに対して、拡張ストレージ３
０とは無関係に、例えばDelete, Move, Transfer を実行した場合においても、ホスト装
置１１は、管理情報に基づき、拡張ストレージ３０内の対応するコンテンツを消去するこ
とができる。したがって、セキュアストレージ１２と拡張ストレージ３０の同期処理を容
易に行うことが可能である。

（第４の実施形態）
図３３、図３４、図３５は、第４の実施形態を示している。

次に、コントローラ１４が格納するコントローラＩＤの具体的な実装形態について説明
する。

本実施例のコントローラは、コントローラ鍵Ｋｃと、コントローラ２０を識別するため
のコントローラユニークＩＤ（ＩＤｃｕ）とを記憶している。

本実施例のセキュアストレージは、ＩＤ生成器２１２を有し、ＩＤ生成器ＩＤ生成器２
１２（コントローラ識別情報生成部）は、コントローラ鍵ＫｃとコントローラユニークＩ
Ｄ（ＩＤｃｕ）を入力値として、外部に送信される公開コントロールユニークＩＤ（ＩＤ
ｃｎｔｒ）を生成する。

コントローラ鍵Ｋｃ及びコントローラユニークＩＤ（ＩＤｃｕ）は、コントローラ製造
業者によって、コントローラ２００の製造時において、コントローラ２００の内部に、秘
匿情報として書き込まれる。コントローラ鍵Ｋｃは、製造工程上の理由等から、複数のコ
ントローラ２００で共通の鍵とされることがある。一方、コントローラユニークＩＤは、
コントローラ２００毎に異なっており、あるコントローラ２００内で生成されるコントロ
ーラユニーク鍵と、別のコントローラ２００内で生成されるコントローラユニーク鍵とは
必ず異なる。

図３４に示すように、コントローラ製造業者Ａは、鍵発行／管理センタ３０００に、コ
ントローラ２００に付与したコントロール鍵Ｋｃのデータを開示する。なお、コントロー
ラ鍵Ｋｃは、ＰＧＰ暗号などを用いて、コントローラ製造業者Ａから鍵発行／管理センタ
３０００に送信することができる。

鍵発行／管理センタ３０００は、メディアデバイス鍵Ｋｍｄ＿ｉやメディアデバイス鍵
証明書Ｃｅｒｔ_{ｍｅｄｉａ}を生成する鍵生成部３００２と、生成したメディアデバイス鍵
Ｋｍｄ＿ｉ及びメディアデバイス鍵証明書Ｃｅｒｔ_{ｍｅｄｉａ}を管理するデバイス鍵デー
タベース３００１と、コントローラ製造業者Ａから受け取ったコントローラ鍵Ｋｃを用い
てメディアデバイス鍵Ｋｍｄ＿ｉを暗号化する暗号化部３００３を備えている。

コントロール鍵Ｋｃは、鍵発行／管理センタ３０００において、メディアデバイス鍵Ｋ
ｍｄ＿ｉを暗号化するのに用いられる。メディアデバイス鍵Ｋｍｄ＿ｉは、鍵生成器３０
０２で生成された後、デバイス鍵データベース３００１に格納される。暗号化器３００３
は、デバイス鍵データベース３００１から対応するメディアデバイス鍵Ｋｍｄ＿ｉを供給
され、これをコントローラ鍵Ｋｃで暗号化して暗号化メディアデバイス鍵Ｅｎｃ（Ｋｃ、
Ｋｍｄ＿ｉ）を生成する。

コントローラ鍵Ｋｃは、コントローラ製造業者Ａと鍵発行／管理センタ３０００しか知
りえない情報である。しかし、何らかの事故や事情によってコントローラ鍵Ｋｃの情報が
外部に漏れた時の被害を軽減するためには、例えば生産ロット毎など、一定量のコントロ
ーラ単位で変更することが望ましい。

なお、鍵生成器３００２やデバイス鍵データベース３００１では、セキュアストレージ
用のメディアデバイス鍵Ｋｍｄ＿ｉやメディアデバイス鍵証明書Ｃｅｒｔ_{ｍｅｄｉａ}だけ
でなく、後述するホスト装置２０００用のホストデバイス鍵Ｋｈｄ＿ｉやホストデバイス
証明書Ｃｅｒｔｈｏｓｔも同様に生成・管理する。

メモリカード製造業者Ｃは、コントローラ製造業者Ａからコントローラ２００の供給を
受けると共に、当該コントローラ２００向けに暗号化されたメディアデバイス鍵（暗号化
メディアデバイス鍵Ｅｎｃ（Ｋｃ、Ｋｍｄ＿ｉ）、及びそれに対応するメディアデバイス
鍵証明書Ｃｅｒｔ_{ｍｅｄｉａ}を鍵発行／鍵管理センタ３０００から受け取る。所望の暗号
化メディアデバイス鍵Ｅｎｃ（Ｋｃ、Ｋｍｄ＿ｉ）を受け取るためには、例えばコントロ
ーラ２００の型番や製造ロット番号などを提示することで正しいコントローラ鍵Ｋｃで暗
号化されたメディアデバイス鍵を受け取ることが可能である。

暗号化メディアデバイス鍵Ｅｎｃ（Ｋｃ、 Ｋｍｄ＿ｉ）は、コントローラ２００のバ
ッファＲＡＭ２０３に一旦書き込まれる。すると、コントローラ２００は当該暗号化メデ
ィアデバイス鍵Ｅｎｃ（Ｋｃ、 Ｋｍｄ＿ｉ）を復号器２０６において自らが有するコン
トローラ鍵Ｋｃを用いて復号する。これによりコントローラ２００においてメディアデバ
イス鍵Ｋｍｄ＿ｉが得られる。

一方、一方向性変換器２１１は、コントローラ２００に保持されているコントローラ鍵
ＫｃとコントローラユニークＩＤ（ＩＤｃｕ）を入力値として一方向性関数を演算し、コ
ントローラユニーク鍵Ｋｃｕを生成する。この新たに生成されたコントローラユニーク鍵
Ｋｃｕを用いてメディアデバイス鍵Ｋｍｄ＿ｉを再び暗号化器２０７において暗号化し、
暗号化メディアデバイス鍵Ｅｎｃ（Ｋｃｕ、 Ｋｍｄ＿ｉ）を生成する。この暗号化メデ
ィアデバイス鍵Ｅｎｃ（Ｋｃｕ、Ｋｍｄ＿ｉ）はメモリ製造業者Ｂから供給されたメモリ
１００のシステム情報記録部１０３に格納される。この時書き込んだ暗号化メディアデバ
イス鍵Ｅｎｃ（Ｋｃｕ、Ｋｍｄ＿ｉ）に対応するメディアデバイス鍵証明書Ｃｅｒｔ_{ｍｅ
ｄｉａ}も同様にシステム情報記録部１０３に格納される。

コントローラユニーク鍵（Ｋｃｕ）は、コントローラ２００内に秘匿されているコント
ローラ鍵Ｋｃ及びコントローラユニークＩＤ（ＩＤｃｕ）を用いて生成される。このため
、暗号化メディアデバイス鍵Ｅｎｃ（Ｋｃｕ、Ｋｍｄ＿ｉ）の復号に必要な情報が外部に
漏れる危険は少なく、一旦メモリ１００に書き込まれた暗号化メディアデバイス鍵Ｅｎｃ
（Ｋｃｕ、Ｋｍｄ＿ｉ）を別個のコントローラ２００で利用可能な状態とするため、不正
に再暗号化（元のコントローラユニーク鍵Ｋｃｕ１で復号後に、別のコントローラユニー
ク鍵Ｋｃｕ２で暗号化）することは非常に困難となっている。

この実施の形態では、コントローラ鍵Ｋｃと第１コントローラユニークＩＤ（ＩＤｃｕ
）から第２コントローラユニークＩＤ（ＩＤｃｎｔｒ）を生成する際に一方向性関数を用
いているが、２つの入力データから１つの出力データを生成することのできる関数であれ
ばよく、特に一方向性関数に限定されるものではない。

この実施の形態では、公開鍵暗号方式に従ったメディアデバイス鍵Ｋｍｄ＿ｉ及びメディ
アデバイス鍵証明書Ｃｅｒｔ_{ｍｅｄｉａ}が認証鍵交換処理に用いられる。しかし、コント
ローラ２００のコントローラ鍵Ｋｃ及びコントローラユニーク鍵Ｋｃｕに基づいてコント
ローラユニークＩＤ（ＩＤｃｎｔｒ）が生成される、このコントローラユニークＩＤ（Ｉ
Ｄｃｎｔｒ）は、セキュアチャネルを介してホスト装置２０００に供給される。セキュア
チャネルを介しての送信であるため、コントローラユニークＩＤ（ＩＤｃｎｔｒ）が外部
に漏れることはなく、改竄も防止されている。また、このコントローラユニークＩＤ（Ｉ
Ｄｃｎｔｒ）とメディアデバイス鍵証明書ＩＤ（ＩＤｍ＿ｃｅｒｔ）とに基づいて、ＩＤ
結合部４０３により、メモリカードユニークＩＤ（ＩＤｍｃ）が生成される。このメモリ
カードユニークＩＤ（ＩＤｍｃ）に基づいて、セキュアストレージ内のメモリ１００のメ
ディアユニーク鍵Ｋｍｕが生成される。このように、本実施の形態によれば、公開鍵暗号
方式による認証鍵交換処理を行った場合においても、公開鍵・秘密鍵のペアとコントロー
ラ２００に固有のコントローラユニークＩＤ（ＩＤｃｎｔｒ）を互いに関連付けることが
でき、これによりクローンカードの蔓延を防止することができる。

図３５を参照して、楕円曲線暗号をベースとした認証鍵交換を用いた場合の動作手順を
説明する。

ホスト装置は乱数ＲＮｈを生成し（ステップＳ１）、ホストデバイス鍵証明書Ｃｅｒt
_ｈｏｓｔと共にセキュアストレージに送る（ステップＳ２）。セキュアストレージは受信
したホストデバイス鍵証明書Ｃｅｒｔ_ｈｏｓｔに付けられているデジタル署名を検証する
と共に乱数ＲＮｍを生成する（ステップＳ３）。

続いて、セキュアストレージは乱数ＲＮｍとメディアデバイス鍵証明書（Ｃｅｒt_{ｍｅ
ｄｉａ}）をホスト装置に送る（ステップＳ４）。これを受けて、ホスト装置２０００は受
信したメディアデバイス鍵証明書Ｃｅｒｔ_{ｍｅｄｉａ}に付けられているデジタル署名を検
証する。なお、セキュアストレージはステップＳ４の処理を行うと共に，楕円曲線暗号に
おけるＤｉｆｆｉｅ−Ｈｅｌｌｍａｎ鍵交換処理に必要な乱数Ｍｋを生成し、楕円曲線の
ベースポイントＧを用いてチャレンジ用の値Ｍｖ（＝Ｍｋ＊Ｇ）を計算する。そして、Ｉ
Ｄ生成器２１２でＩＤｃｎｔｒを生成し、メディアデバイス鍵Ｋｍｄ＿ｉを用いてチャレ
ンジ用の値Ｍｖ、ステップＳ２で受け取った乱数ＲＮｈ及びコントローラユニークＩＤ（
ＩＤｃｎｔｒ）に対するデジタル署名を生成する（ステップＳ６）。セキュアストレージ
はステップＳ６で生成したチャレンジ用の値Ｍｖ、コントローラユニークＩＤ（ＩＤｃｎ
ｔｒ）およびデジタル署名をホスト装置２０００に送る（ステップＳ７）。

ホスト装置２０００はステップＳ７で受信した署名を検証し、楕円曲線暗号におけるＤ
ｉｆｆｉｅ−Ｈｅｌｌｍａｎ鍵交換処理に必要な乱数Ｈｋを生成し、楕円曲線のベースポ
イントＧを用いてチャレンジ用の値Ｈｖ（＝Ｈｋ＊Ｇ）を計算する。そして、ホストデバ
イス鍵Ｋｈｄ_jを用いてチャレンジ用の値Ｈｖ及びステップＳ４で受け取った乱数ＲＮｍ
に対するデジタル署名を生成すると共に、本認証鍵交換処理によって共有される共有鍵Ｋ
ｓ（＝Ｈｋ＊Ｍｖ）を計算する（ステップＳ８）。ホスト装置２０００はステップＳ８で
生成したチャレンジ用の値Ｈｖおよびデジタル署名をセキュアストレージに送る（ステッ
プＳ９）。これを受けてセキュアストレージはステップＳ９で受け取ったデジタル署名を
検証し、共有鍵Ｋｓ（＝Ｍｋ＊Ｈｖ）を計算する。上記処理のデジタル署名検証処理にお
いて署名が正しく検証できなかった場合には，何れのステップにおいてもそれ以降の処理
を中止する。

以上の認証鍵交換処理を行うことにより、ホスト装置とメモリカードは共有鍵を秘密裏
に共有することができる。認証鍵交換処理においてはホスト装置とメモリカードが互いに
生成したチャレンジを用いて共有鍵が計算されるため、共有鍵の値は認証鍵交換処理のた
びに異なる。

（第５の実施形態）
次に、メモリ１３が格納するメモリＩＤの具体的な実装形態について説明する。

＜１．構成例（メモリシステム）＞
図３６を用いて、第５の実施形態に係るメモリシステムの構成例について説明する。

図示するように、第５の実施形態に係るメモリシステムは、被認証装置であるＮＡＮＤ型
フラッシュメモリ１１０、認証装置であるホスト装置１２０、及び両者を仲介するコント
ローラ１１９を備える。ホスト装置１２０は、コントローラ１１９を介して、ＮＡＮＤ型
フラッシュメモリ１１０にアクセスする。

ここで、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０等の半導体製品の製造工程について、簡単
に説明する。半導体製品の製造工程は、主に基板ウェハ上に回路を形成する前工程と、こ
のウェハを個片に切り分けた後、配線や樹脂パッケージ封入等を行う後工程と、に分ける
ことができる。

コントローラ１１９は、前工程においてＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０内に包含さ
れるよう構成される場合、前工程においては包含されないが後工程において同一パッケー
ジに包含されるように構成される場合、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０とは異なるチ
ップとして提供される場合、等様々な場合がある。図３６を含め、以下では、コントロー
ラ１１９がＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０とは異なるチップとして提供される場合を
例にとって説明している。

以下、特に断りのない限り、ホスト装置１２０とＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０と
の間のデータや命令のやり取りは、多くの場合コントローラ１１９が仲介する。この場合
でも、コントローラ１１９は、前述のデータや命令の本質的内容を変えることはないため
、詳細については省略して説明する場合がある。なお、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１
０及びコントローラ１１９の構成例の詳細については後述する。

また、ホスト装置１２０の構成としては、民生機器のように専用ハードウェアで構成さ
れる場合、専用ハードウェアとそれを動作させるファームウェアの組み合わせで構成され
る場合だけでなく、装置の全機能がPC上で動作するソフトウェアで実現される場合も想定
される。本実施形態は、ホスト装置１２０がどのような構成を採用していても、基本的に
は適用し得るものである。

図３６に示す各コンポーネント、データ処理について、以下で説明する。本実施形態で
は、被認証装置に記録されている秘密識別情報SecretIDを第三者から秘匿した状態で読み
出すと共に、正規の被認証装置から読み出されたデータであることを確認する方法、及び
同方法を、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１０を利用したメモリシステムに適用する場合の
構成例を示すものである。

１−１．ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ
本実施形態において、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０は、被認証装置である。

図示するように、本実施形態に係るＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０は、セルアレイ
（Cell array）１１１、及びセルアレイ１１１の周辺領域に配置されるデータキャッシュ
（Data Cache）１１２、データ生成回路（Generate）１１３，１１４、一方向性変換器（
Oneway）１１５を備える。データ生成回路（Generate）１１３，１１４及び一方向性変換
器（Oneway）１１５は認証回路１７を構成する。

セルアレイ１１１は、外部からの読み出し及び書き込みの両方が可能な読み書き可能領
域（Read/Write area）１１１−１、外部からの読み出し及び書き込みの両方が禁止され
た秘匿領域（Hidden area）１１１−２、外部からの書き込みが禁止されたロム領域（ROM
area）１１１−３等を備える。

読み書き可能領域（一般領域）１１１−１は、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０の外
部からのデータ書き込み及びデータ読み出し両方が可能な領域である。読み書き可能領域
１１１−１には、FKey_vを秘匿するために用意された暗号化FKey束である鍵管理情報FKBv
（Family Key Block）が記録される。FKBvはＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０に記録さ
れる他のデータとは異なり、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０の製造時だけでなく、例
えばSDカードのようにＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０にコントローラを結合させて一
般ユーザ向けのストレージメディアを製造する段階や、或いは前記ストレージメディアの
販売後に、ユーザの要求に従ってサーバからダウンロードして記録するように構成するこ
とも可能である。詳細については、後述する。

ここで、鍵管理情報FKBvとは、ホスト装置２０が保持する秘密情報IDKey_kと、当該秘密
情報IDKey_kのインデックス情報kとに基づいて秘匿情報FKey_vを復号するために用いられる
情報、または、ホスト装置１２０が保持する秘密情報IDKey_kと、当該ホスト装置１２０の
識別情報とに基づいて秘匿情報FKey_vを復号するために用いられる情報である。

また、鍵管理情報FKBvは、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０毎にユニークに用意する
だけでなく、製造工程に合わせて例えばＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０の製造ロット
（lot）単位やウェハ（Wafer）単位等、複数のＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０に共通
に付すことが可能な情報（対応付けられることが可能な情報）である。また、鍵管理情報
FKBvのインデックス情報vは、鍵管理情報FKBvの識別情報またはバージョン番号情報であ
ってもよい。

秘匿領域１１１−２は、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０の外部からのデータ書き込
み及びデータ読み出し両方が禁止される領域（Read/Write inhibit）である。秘匿領域１
１１−２には、認証処理においてＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１０が用いる秘密情報NKey
_i及びＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０の秘密識別情報SecretIDが記録される。

ロム領域１１１−３は、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０外部からのデータ書き込み
が禁止され、一方データ読み出しが許可される領域である。ロム領域１１１−３には、鍵
管理情報FKBvによって秘匿されている秘匿情報FKey_vを示すためのインデックス情報v（in
dex of FKey）、秘匿情報FKey_vによって暗号化された秘密識別情報SecretID（E-SecretID
）、秘密情報NKey_iを示すためのインデックス情報i（index of NKey）が記録される。

本実施形態では、インデックス情報iやインデックス情報vを記録する際にデータに誤り
が生じてしまった場合でも、正しい識別情報が読み出せるようにするために、一般的には
誤り訂正符号を付加した状態で記録される。しかしながら、説明を簡略化するため、ここ
では誤り訂正符号化及び復号化処理については特に図示しないものとする。

なお、ロム領域１１１−３は、例えば１回の書き込みのみ許容されるＯＴＰ（One Time
Program）領域であってもよいし、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０の製造工程におい
ては読み出し及び書き込みが可能な一般領域であって、出荷後の管理フラグの書き換えに
よって読み出し専用となる領域であってもよい。または、当該領域に対する書き込みコマ
ンドを一般領域とは異なる特殊コマンドとし、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０の受領
者にはこの特殊コマンドを提供しない等の方法を利用してもよい。他には、ＮＡＮＤ型フ
ラッシュメモリ１１０上では一般領域の扱いであるが、コントローラ１１９がホスト装置
１２０に提供する機能を読み出しのみに限定する、などの構成をとってもよい。

なお、ロム領域１１１−３に記録される情報は後述の通り、秘匿領域１１１−２に記録
される情報と関連付けられているため、ロム領域１１１−３に記録される情報を改ざんし
た場合、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０の認証機能を有効に働かせることができなく
なる。従って改ざんされることによるセキュリティ上の懸念はないため、必ずしもロム領
域である必要はなく、読み出し及び書き込みが可能な一般領域で代用してもよい。この場
合、図面中のロム領域１１１−３を読み書き可能領域（一般領域）１１１−１と読み替え
ればよい。関連して、ロム領域１１１−３中に記載されているデータの一部を読み書き可
能領域（一般領域）１１１−１に記録してもよい。例えば、インデックス情報v（index o
f FKey）を読み書き可能領域（一般領域）に記録し、暗号化された秘密識別情報（E-Secr
etID）とインデックス情報v（index of FKey）をロム領域１１１−３に記録するという構
成も可能である。上記ロム領域１１１−３の構成例については、本明細書にて他の実施形
態や変形例として後述されるロム領域１１１−３にも適用可能である。

暗号化された秘密識別情報E-SecretIDとは、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリチップ１１０
毎に固有に（ユニークに）付される秘密識別情報SecretIDを秘匿情報FKey_vによって暗号
化したデータである。或いは、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリに予めコンテンツを記録して
販売するようなプリレコーディング（事前記録）コンテンツ配布用途において同じコンテ
ンツデータを記録する際には、敢えて同じ暗号化秘密識別情報E-SecretIDを記録する等、
用途に合わせて同じ暗号化秘密識別情報を複数のＮＡＮＤ型フラッシュメモリに記録する
こともできる。

データキャッシュ１２は、セルアレイ１１１から読み出したデータを一時的に記憶する
。

データ生成部１１３，１１４は、複数の入力データから予め定められた演算によって出
力データを生成する回路である。

データ生成部１１３は、ホスト装置１２０から受信した定数HC_jを前述の秘密情報NKey_i
を用いて変換することで、秘密情報HKey_i,jを生成する。データ生成部１１４は、ホスト
装置１２０から受信した乱数RN_hを秘密情報HKey_i,jを用いて変換することで、セッション
鍵SKey_i,jを生成する。データ生成部１１３，１１４は、ハードウェア（回路）若しくは
ソフトウェア、またはハードウェアとソフトウェア両方の組み合わせでも実装され得る。

データ生成部１１３，１１４は、回路として実装される場合は、全体の回路規模を小さ
くするために後述の一方向性変換器１１５と同じ或いは一方向性変換器を流用した回路や
、AES（Advanced Encryption Standard）暗号化器等を用いることも可能である。同様に
、データ処理手順を分かり易くするために異なる構成要素として図示されている二つのデ
ータ生成部は、同じ回路を繰り返し利用することが可能である。この例の場合、HKey_i、j
=AES_E(NKey_i, HC_j)、SKey_i、j= AES_E(HKey_i、j, RN_h)などの構成をとることが可能であ
る。

一方向性変換器１１５は、入力されたデータと別途入力された鍵データに一方向性の変
換を施し、一方向性変換された入力データを出力する。一方向性変換器１１５はハードウ
ェア（回路）若しくはソフトウェア、またはハードウェアとソフトウェア両方の組み合わ
せでも実装され得る。

一方向性変換器１１５は、秘匿領域１１１−２から読み出した秘密識別情報SecretIDを
、データ生成回路１１４によって生成されたセッション鍵SKey_i,jを用いて一方向性関数
により変換し、一方向性変換識別情報Oneway-ID (= Oneway(SKey_i,j, SecretID))を生成
する。また、一方向性変換器１１５は、回路として実装される場合は、前述の通り、全体
の回路規模を小さくするために、データ生成部１１４等を流用して使用することも可能で
ある。この例の場合、Oneway-ID=AES_E(SKey_i、j, SecretID) A SecretIDなどの構成をと
ることが可能である。

また、図示しないが、コントローラ１１９を介してホスト装置１２０にデータを出力す
る出力部等も実際には構成要素として配置されている。

１−２．ホスト装置
本実施形態において、ホスト装置１２０は、認証装置である。

図示するように、本実施形態に係るホスト装置（Host）１２０は、復号部（Decrypt）
１２１、FKB処理部（Process FKB）１２２、メモリ（Memory）１２３、乱数生成部（RNG:
Random Number Generator）１２４、選択部（Select 2）１２５、データ生成部（Genera
te）１２６、一方向性変換器（Oneway）１２７、及びデータ検証部（Verify）１２８等を
備える。この他、例えば、図示しない誤り訂正処理部等も必要に応じて構成要素として備
えることが可能である。

復号部１２１は、入力されたデータを別途入力された鍵データで複合し、復号された入
力データを出力する。本実施形態では、復号部１２１は、コントローラ１１９を介して、
暗号化秘密識別情報E-SecretIDをＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０から読み出す。そし
て、暗号化秘密識別情報E-SecretIDを、後述のFKB処理部１２２（データ選択部１２２−
２）から入力された秘匿情報FKeyを用いて復号し、秘密識別情報SecretIDを出力する。

FKB処理部１２２は、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０から読み出される鍵管理情報F
KBvを、メモリ１２３に秘匿されている秘密情報IDKey_k及び秘密情報IDKey_kのインデック
ス情報kを用いて復号し、生成した秘匿情報FKeyを復号部２１に出力する。本実施形態で
は、FKB処理部１２２は、データ選択部（Select 1）１２１−１及び復号部（Decrypt）１
２２−２を備えている。

第１段目のデータ選択部１２１−１は、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０から読み出
した暗号化FKey束（鍵管理情報FKBv）の中から、メモリ１２３に記録されているインデッ
クス情報kを用いて、メモリ１２３に秘匿されている秘密情報IDKey_kによって復号可能な
データを選択して、復号部１２２−２に出力する。

復号部１２２−２は、メモリ１２３に秘匿されている秘密情報IDKey_kを用いて、データ
選択部１２２−１において選択されたデータを復号し、生成された秘匿情報FKeyを復号部
１２１に出力する。

メモリ１２３は、インデックス情報k、秘密情報IDKey_k、秘密情報セットHKey_i,j (i=1,
…,m。なお、jは当該HKey_i,jにおいては固定の値である)、及び定数HC_jを記録し、少なく
とも秘密情報IDKey_k及び秘密情報セットHKey_i,j (i=1,…,m)をホスト装置２０の外部に対
して秘匿する。ここで、定数HC_jとは、認証要求（Request authentication）時にＮＡＮ
Ｄ型フラッシュメモリ１１０に送出するために予め保持しているホスト装置２０の定数で
ある。詳細については後述する。

乱数生成部１２４は、認証処理に用いる乱数RN_hを生成し、出力する。

第２段目のデータ選択部１２５は、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０のロム領域１１
−３からデータキャッシュ１１２を介して読み出したインデックス情報iを用いて、当該
ホスト装置１２０が秘匿している秘密情報セットHKey_i,jの中から、認証処理に必要な秘
密情報HKey_i,jを選択する。

データ生成部１２６は、複数の入力データから予め定められた演算によって出力データ
を生成する演算部である。本実施形態では、データ生成部１２６は、ホスト装置１２０自
身が生成した乱数RN_hを、ホスト装置１２０が秘匿している秘密情報HKey_i,jを用いて変換
することで、セッション鍵SKey_i,jを生成する。データ生成部１２６として、例えば上述
したAES暗号化器等を用いることも可能である。

一方向性変換器１２７は、復号部２１から出力される秘密識別情報SecretIDを、データ
生成部１２６から出力されるセッション鍵SKey_i,jを用いて一方向性関数により変換し、
一方向性変換識別情報Oneway-IDを生成する。

データ検証部１２８は、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０から受信した一方向性変換
識別情報Oneway-IDと、ホスト装置１２０内の一方向性変換器２７から得られた一方向性
変換識別情報Oneway-IDとが一致するか否かを比較する。上記一方向性変換識別情報Onewa
y-IDの両方の値が一致した場合（OK）には、復号部１２１で得られた秘密識別情報Secret
IDが正規のIDであると判定して、得られた秘密識別情報SecretIDを以降の処理に引き渡す
。一方、不一致の場合（NG）には、秘密識別情報SecretIDが不正なIDであると判定して、
その旨を出力する。

他に、ホスト装置１２０が有する秘密情報、例えばIDKey_k、HKey_i、jが流出し、流出情
報を有する不正ホスト装置が不正製造者によって製造された場合などにおいて、当該不正
ホスト装置を無効化する手段として、鍵管理情報（FKBv）から不正ホスト装置が有するID
Key_kにてFKeyを導出可能な情報を除くなどの対応をとることも可能である。この対応につ
いては、図３８における説明にて後述する。この対応をするに当たっては、秘密情報IDKe
y_k及びインデックス情報k、秘密情報HKey_i、j及びホスト定数HC_jの間に関連を持たせるこ
とが有用である。これは、関連があれば、不正ホスト装置が認証において通知するHC_jを
観測することによって当該不正ホスト装置が有する秘密情報IDKey_k及びHKey_i、jの両方が
特定可能となる。関連付けの方法としては、HC_jの全部もしくは一部の情報をIDKey_kと共
有することや、HC_jの全部もしくは一部の情報を、IDKey_kを暗号処理した結果により構成
することや、IDKey_kの全部もしくは一部の情報をHC_jを暗号処理した結果により構成する
ことなどの方法がとれる。更に、鍵管理情報（FKBv）の生成に当たり、FKeyおよびIDKey_k
に加えて、HKey_i、jを用いるのが望ましい。これについてはFKBの構成例を説明している
箇所にて後述する。

ここで、上記秘密情報IDKey_k、秘密情報HKey_i,jは、例えば、ホスト装置１２０が民生
機器のような専用ハードウェア装置であれば内部の専用メモリにメーカ独自の方法で暗号
化した上で記録されていたり、PC等で実行されるプログラムであればタンパーレジスタン
トソフトウェア（TRS）技術によって不正な解析から保護できる状態で保持していたり、
或いはセキュリティモジュールを内蔵している場合には当該セキュリティモジュールの機
能を利用して秘匿する等の対策を採った状態で記録される。

なお、コントローラ（Controller）１１９は、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０を制
御して、ホスト装置１２０との間のデータ転送等を行う。例えばコントローラ１１９は、
ホスト装置２０から受信した命令を解釈し、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０のインタ
ーフェース仕様に適合した命令に変換した上で、当該命令をＮＡＮＤ型フラッシュメモリ
１１０に送出する。コントローラ１１９は、例えばSD Memory規格、SDIO規格、eMMC規格
等、必要に応じて様々なインターフェース規格を採用することができる。

また、コントローラ１１９は、一般領域１１１−１の一部を確保し、自身の動作に必要
な制御データを保存する。また、コントローラ１１９は、ホスト装置１２０から受信した
論理アドレスをＮＡＮＤ型フラッシュメモリの物理アドレスに変換する機能を有していて
もよい。また、セルアレイ１１１の疲弊を平準化するため、所謂ウェアレベリングを実行
する機能を有していてもよい。ただし、少なくとも秘匿領域１１１−２についてはウェア
レベリングの対象外とされる。

また、メモリシステムの構成例は、上記説明したものに限られない。例えば、図示しな
い誤り訂正処理部等のその他の構成要素も必要に応じて備えることが可能である。更に、
ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０が有する秘密情報NKey_iが複数あってもよい。すなわ
ち、秘密情報NKey_iとこれに対応するインデックス情報iの組み合わせを1つのスロットと
し、複数スロットがＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０に記録されている。ここで、上記
スロットには各々スロット番号が付与されており、ホスト装置１２０は各スロット番号の
インデックス情報ｉを読み出し、いずれか一つを選択して認証を行う。この場合、ホスト
装置１２０はＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０に対して選択したスロット番号に相当す
る情報を通知し、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０は通知されたスロット番号に相当す
る情報を用いて認証処理を行う。更には、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０が有する全
ての情報を1つのスロットとし、当該情報スロットを複数有してもよい。すなわち、秘密
情報NKey_i、インデックス情報i、鍵管理情報（FKBv）、インデックス情報v（index of FK
ey）、秘密識別情報SecretID、暗号化された秘密識別情報（E-SecretID）を1つのスロッ
トとし、複数スロットがＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０に記録されている。ここで、
上記スロットには各々スロット番号が付与されており、ホスト装置１２０は各スロット番
号のインデックス情報ｉを読み出し、いずれか一つを選択して認証を行う。この場合、ホ
スト装置１２０はＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０に対して選択したスロット番号に相
当する情報を通知し、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０は通知されたスロット番号に相
当する情報を用いて認証処理を行う。

上記において、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０が複数のスロットを有する方法を示
したが、これらに限らず、一部の情報を複数のスロットで共有するいかなる構成をとるこ
とも可能である。例えば、秘密識別情報SecretID、暗号化された秘密識別情報（E-Secret
ID）、鍵管理情報（FKBv）、インデックス情報v（index of FKey）は複数のスロットで共
有し、他の情報はスロット毎に個別に有するなども可能である。

また、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０が複数のスロットとスロット番号を有し、い
ずれのスロットを認証に用いるかをホスト装置１２０が通知する方法は本明細書にて後述
する他の実施例全てに適用可能である。

＜２．認証フロー＞
次に、図３７に沿って、第５の実施形態に係るメモリシステムの認証フローについて説
明する。

（Step Ｓ１１１）
認証を開始（Start）すると、ホスト装置１２０は、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１０
から鍵管理情報である暗号化FKey束（FKB: Family Key Block）及び暗号化秘密識別情報S
ecretID（E-SecretID）を読み出す。

（Step Ｓ１１２）
続いて、ホスト装置１２０は、読み出した鍵管理情報FKBからデータ選択部（Select1）
１２２−１によりデータ選択処理を行い、ホスト装置１２０が復号可能な暗号化された秘
匿情報FKeyを読み出すと共に、秘匿している秘密情報IDKey_kを用いて上記復号部１２２−
２により復号することにより、秘匿情報FKeyを得る。更に、ホスト装置１２０は、得られ
た秘匿情報FKeyを用いて、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０から読み出した暗号化秘密
識別情報E-SecretIDを復号することにより、秘密識別情報SecretIDを得る。

（Step Ｓ１１３）
続いて、ホスト装置１２０は、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０に対して、インデッ
クス情報iの読み出し要求を行う。

（Step Ｓ１１４）
続いて、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０は、ホスト装置１２０の要求を受けて、イ
ンデックス情報iをセルアレイ１１１からロードし、ホスト装置１２０に出力する。

（Step Ｓ１１５）
続いて、ホスト装置１２０は、認証要求時に必要となる乱数RN_hを生成する。認証処理
に乱数RN_hを用いることにより、以下の処理でＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０との間
で毎回異なる共有鍵を利用することができる。

（Step Ｓ１１６）
続いて、ホスト装置１２０は、認証要求（Request authentication）と共に、予め保持
している定数HC_j及び乱数RN_hをＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０に送出する。

（Step Ｓ１１７）
続いて、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０は、秘密情報NKey_i (i=1,…,m)及び秘密識
別情報SecretIDを秘匿領域１１１−２からロードし、データキャッシュ１１２に保存する
。

（Step Ｓ１１８）
続いて、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０は、秘匿している秘密情報NKey_iとホスト
装置１２０から受信した定数HC_jとを用いて、データ生成回路１３におけるデータ生成処
理により秘密情報HKey_i,jを生成する。

（Step Ｓ１１９）
続いて、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０は、受信した乱数RN_hを用いて、データ生
成回路１１４におけるデータ生成処理により、セッション鍵SKey_i,j (= Generate(HKey_i,
j, RN_h))を生成する。

（Step Ｓ１２０）
続いて、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０は、生成したセッション鍵SKey_i,jを用い
て、秘密識別情報SecretIDに一方向性変換器１１５における一方向性変換処理を行い、一
方向性変換識別情報Oneway-ID (=Oneway(SKey_i,j, SecretID))を生成する。生成された一
方向性変換識別情報Oneway-IDは、ホスト装置１２０に送出される。

（StepＳ１２１）
上記StepＳ１１８と並行して、ホスト装置１２０は、受信したインデックス情報iを用
いて、予め秘匿していた秘密情報セットHKey_i,j (i=1,…,m)から当該ＮＡＮＤ型フラッシ
ュメモリ１１０との認証処理に必要な秘密情報HKey_i,jを選択する。

（Step Ｓ１２２）
続いて、ホスト装置１２０は、選択した秘密情報HKey_i,jと生成した乱数RN_hとを用いて
、データ生成部１２６におけるデータ生成処理により、セッション鍵SKey_i,j (= Generat
e(HKey_i,j, RN_h))を生成する。

（Step Ｓ１２３）
続いて、ホスト装置１２０は、生成したセッション鍵SKey_i,jを用いて、秘密識別情報S
ecretIDに一方向性変換器１２７における一方向性変換処理を行い、一方向性変換データO
neway-IDを生成する。

（Step Ｓ１２４）
続いて、ホスト装置１２０は、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０より受信した一方向
性変換識別情報Oneway-IDと、自身が生成した一方向性変換識別情報Oneway-IDとが一致す
るか否かを判定する。上記一方向性変換識別情報Oneway-IDの両方の値が一致した場合（O
K）には、復号部１２１で得られた秘密識別情報SecretIDが正規のIDであると判定して、
以降の処理に秘密識別情報SecretIDを引き渡す。一方、不一致の場合（NG）には、秘密識
別情報SecretIDが不正なIDであると判定し、その旨を以降の処理に出力する。

以上の動作により、第５の実施形態に係る認証フローを終了する（End）。

なお、ここで、メモリシステムの構成例において示した通り、ＮＡＮＤ型フラッシュメ
モリ１１０が複数のスロットを有する場合、ホスト装置１２０は認証に用いるスロット番
号をＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１０に通知する必要がある。この場合、上記Step Ｓ１
１６にてスロット番号を付随して通知してもよいし、もしくはStep Ｓ１１６より以前のS
tepにおいて通知してもよい。

＜３．FKB(Family Key Block)について＞
次に、図３８を用い、第５の実施形態に係る鍵管理情報FKB(Family Key Block)につい
てより詳しく説明する。

秘密識別情報SecretIDが記録されているＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０に適合した
鍵管理情報FKBを生成するためには、予め用意された秘密鍵情報であるIDKey_i (i=1,…,n)
（Set of IDKey_i’s）の１つ１つのIDKey_iを用いて、FKey_vを１つ１つ暗号化（Encrypt）
する。つまり、鍵管理情報FKBとは、暗号化FKey_v(E- FKey_v,i) = Encrypt(IDKey_i, FKey_v
)の集合であり、この暗号化FKey_vの集合を暗号化FKey束と称する。

なお、鍵管理情報FKBの構成については、本実施形態に限られない。例えば、特定のIDK
ey_iが露呈してしまった場合、当該IDKey_iを保持しているホスト装置２０では暗号化FKey
束からFKeyを復号することができないようにするために、当該秘密情報IDKey_iで復号可能
な暗号化FKey_v（上述の例ではE- FKeyv,i）をFKBから削除することにより、新たに構成さ
れたFKBを記録したＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０を使用した場合には、当該ホスト
装置１２０では正しいFKey_v及び秘密識別情報SecretIDを得る（復号する）ことができな
いようにすることも可能である。このようにすることで、当該秘密情報IDKey_iを保持した
ホスト装置１２０を無効化する機能を提供することも可能である。

また、前述の通り、秘密情報IDKey_k及びインデックス情報k、秘密情報HKey_i、j及びホ
スト定数HC_jの間に関連を持たせるにあたり、鍵管理情報（FKBv）の生成においてFKeyお
よびIDKey_kに加えて、HKey_i、jを流用することもできる。例えば、(E- FKey_v,i) = Encry
pt (Encrypt(IDKey_i, FKey_v), HKey_i、j)、(E- FKey_v,i) = Encrypt (Encrypt(HKey_i、j,
FKey_v), IDKey_i)、(E- FKey_v,i) = Encrypt(HKey_i、j, IDKey_iAFKey_v)などの構成をとっ
てもよい。これは、複数のホスト装置２０から鍵が流出した場合に、異なる装置の秘密鍵
IDKey_i、HKey_i、jを組み合わせることを防止する効果がある。つまり、正しく組み合わさ
れたIDKey_i、HKey_i、jでない限り、FKeyの復号を不可能とすることにより、HC_jを観測す
ることでこれに紐付いたHKey_i、jが判明し、更にIDKey_iも特定することができ、ひいては
露呈したIDKey_iを無効化することが可能となる。

鍵管理情報FKBの生成方法についても、本実施形態に限られない。例えば、CPRM（非特
許文献１参照）において用いられているMKB（Media Key Block）技術や、非特許文献３に
開示されたMKB技術を用いて鍵管理情報FKBを生成しても、ホスト装置１２０を無効化する
機能を提供することが可能である。

ここで、MKB技術とは、複数の機器がそれぞれ異なる秘密情報を持つ状況で、機器の無
効化を実現しつつ、（無効化対象でない機器の間で）共通の秘密情報（Media Key）を効
率よく共有するための技術であり、Broadcast Encryptionとも称されるものである。

例えば、上記MKB技術を適用した場合、メモリシステムの構成例は、図３９のように示
される。図示するメモリシステムは、FKB処理部（Process FKB）１２２が上位概念化され
て図示される点で、図３６と相違する。この場合においても、KやIDKey_iに対応する情報
であるホスト装置１２０のノード番号やノード番号に割り当てられたホスト鍵群によって
復号されるFKBの当該データをHKey_i、jやHC_jと関連付けることにより、露呈した鍵の特定
と無効化が可能となる。

＜４．秘密情報やFKBの書き込みについて＞
次に、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０への秘密情報や鍵管理情報FKBの書き込みに
ついて説明する。

４−１．ＮＡＮＤ型フラッシュメモリの製造時等に書き込む場合
まず、図４０、図４１を用い、例えば、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０の製造時等
に秘密情報や鍵管理情報FKBを書き込む場合について説明する。ここでは、図４１のフロ
ーに即して説明する。

ライセンス管理者（Licensing Administrator）１４０は、以下のデータを生成する：
鍵管理情報FKBv (v=1,…,n)、秘匿情報FKey_v(v=1,…,n)、インデックス情報v(v=1,…,n)
、秘密情報NKey_i、及びインデックス情報i。なお、前述した通り、FKBvは、FKey_vを暗号
化したものである。また、vは複数の値であっても良い。例えば、vとして1,2,3の３つの
値をライセンス管理者１４０が生成する場合、ライセンス管理者１４０は、生成したvに
対応させる形で、(FKB1, FKey₁), (FKB2, FKey₂), (FKB3, FKey₃)を生成する。

ライセンス管理者１４０は、生成したデータの内、FKey_v(v=1,…,n)、v(v=1,…,n)、NK
ey_i、iをメモリ製造者１３０に渡す。これらのデータを渡す際には、例えば、ライセンス
管理者１４０は、予めメモリ製造者１３０の公開鍵を入手しておき、当該公開鍵を用いて
データを暗号化した上でメモリ製造者１３０に送信する、等といった安全な手段を用いる
。

メモリ製造者（Memory Vender）１３０は、上記ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０に
加え、ライセンス管理者１４０から渡されたFKBv (v=1,…,n)等のデータ３１を保持し、
選択部１３２、１３３、生成部１３４、暗号部１３５を備える。

（Step Ｓ１３１）
上記構成により、まず、メモリ製造者１３０は、生成部（SecretID Generator）１３４
において、秘密識別情報SecretIDを生成する。

（Step Ｓ１３２）
続いて、データ１３１を受け取ったメモリ製造者１３０は、vの中から一つの値を選択
部１３２により選択する。更に、選択部３２は、前記選択したvに対応するFKey_vを選択す
る。メモリ製造者１３０は、選択したFKey_vを用いて、生成したSecretIDを暗号化し、暗
号化された秘密識別情報E-SecretIDを生成する。

（Step Ｓ１３３）
続いて、メモリ製造者１３０は、当該vの値をＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０のロ
ム領域１１１−３へインデックス情報v（index of FKey）として書き込む。

また、メモリ製造者１３０は、インデックス情報i（index of NKey）の値をＮＡＮＤ型
フラッシュメモリ１１０のロム領域１１−３へ、NKey_iの値を秘匿領域１１１−２へそれ
ぞれ書き込む。

更に、メモリ製造者１３０は、秘密識別情報SecretIDの値をＮＡＮＤ型フラッシュメモ
リ１１０の秘匿領域１１１−２へ、暗号化された秘密識別情報E-SecretIDの値をロム領域
１１１−３へそれぞれ書き込む。

以上の動作により、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０の製造時等に所定の秘密情報や
鍵管理情報FKBを書き込むことができる（End）。なお、上記各値を書き込む順番は、暗号
化された秘密識別情報E-SecretIDは、暗号化処理しないと得られない値であるため、暗号
部３５による上記暗号化処理後となる。しかし、それ以外の書き込み動作の順序について
制約はなく、上述の例以外の順番で書き込んでも良い。

更に、メモリ製造者１３０は、書き込み処理を終えたＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１
０をカード製造者（Card Vendor）に渡す。

このように、本実施形態では、インデックス情報v（index of FKey）等が、ＮＡＮＤ型
フラッシュメモリ１１０にあらかじめ書き込まれた状態とすることができる。

４−２．FKBをカード製造者（Card Vendor）が書き込む場合
次に、図４２、図４３を用い、FKBをカード製造者５０が書き込む場合について説明す
る。ここでも、図４３のフローに即して説明する。

カード製造者（Card Vendor）１５０は、上記メモリ製造者１３０から上記所定の情報v
等が書き込まれたＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０を受け取る。

そして、例えばSDカード等のように、そのＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０を制御す
るコントローラ１１９を結合させ、一般ユーザ等向けのストレージメディア（ここでは、
Card）１５５を製造する。

カード製造者１５０は、上記ストレージメディア（Card）１５５に加え、ライセンス管
理者１４０から受け取るデータ（FKBv）１５１、選択部１５２を備える。

カード製造者１５０が鍵管理情報FKBvを書き込む処理については、次の通りである。

（Step Ｓ１３５）
まず、カード製造者１５０は、鍵管理情報FKBvをライセンス管理者１４０からデータ１
５１として受け取る。この際、データ１５１の受け渡しには、上述した安全な手段を用い
る。

そして、カード製造者１５０は、（コントローラ１１９を介して）ＮＡＮＤ型フラッシ
ュメモリ１１０のロム領域１１−３に記録されるインデックス情報vの値をデータキャッ
シュ１２等に読み出す。

（Step Ｓ１３６）
続いて、カード製造者１５０は、読み出したインデックス情報vの値に対応する鍵管理
情報FKBvを選択部１５２により選択する。

（Step Ｓ１３７）
続いて、カード製造者１５０は、コントローラ１１９を介して、ＮＡＮＤ型フラッシュ
メモリ１１０の読み書き可能領域１１１−１に選択した鍵管理情報FKBvを書き込む。

＜作用効果＞
上記のように、第５の実施形態に係る認証装置、被認証装置、及びその認証方法によれ
ば、少なくとも下記（１）乃至（３）の効果が得られる。

（１）ホスト装置１２０から秘密情報が漏洩した場合であっても、漏洩した情報を用い
たＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０の秘密情報の不正利用を防止することができる。
ここで、上述した通り、認証装置であるホスト装置１２０は、民生機器のような専用ハ
ードウェア装置だけでなく、例えば、PC等で実行可能なプログラムとして提供され、当該
ソフトウェアが実質的なホスト装置となる場合がある。一方、被認証装置であるＮＡＮＤ
型フラッシュメモリ１１０は、記録メディアであり、ファームウェアと呼ばれるプログラ
ムが介在する場合であっても、重要な処理や情報はセルアレイ１１１中のハードウェア内
に秘匿された状態で記憶される。

そのため、現実的には、例えば、PC上で実行されるソフトウェアは、記録メディアに比
べて耐タンパー性能（攻撃に対する耐性）が低くなってしまうことが懸念される。そのた
め、耐タンパー性能の低いホスト装置（認証装置）１２０を攻撃することで、耐タンパー
性の高いＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０（被認証装置）に秘匿された秘密情報をも暴
露され、耐タンパー性の高い装置に成りすまされることが懸念される。

そこで、第５の実施形態に係る構成及びその認証方式では、上記のように、比較的耐タ
ンパー性の高いＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０は、第１鍵情報（NKey_i）から第２鍵
情報（HKey_i,j）を生成することができる第１鍵情報（NKey_i）をセルアレイ１１に秘匿す
る。一方、ホスト装置１２０は、第２鍵情報（HKey_i,j）からは第１鍵情報（NKey_i）を生
成することができない第２鍵情報（HKey_i,j）のみをメモリ１２３に秘匿する。

そのため、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０は、ホスト装置１２０から受領した定数
HC_jと自身が秘匿する第１鍵情報（NKey_i）とを用いて、認証装置１２０が秘匿する第２鍵
情報（HKey_i,j）を生成する。ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０は、第２鍵情報（HKey_i
,j）と乱数RN_ｈとを用いて、セッション鍵SKey_i,jを生成する。

ホスト装置１２０は、インデックス情報iにより選択される第２鍵情報（HKey_i,j）と乱
数RN_ｈとを用いて、セッション鍵SKey_i,jを生成する。その結果、ＮＡＮＤ型フラッシュ
メモリ１１０とホスト装置１２０とは、同じセッション鍵SKey_i,jを共有する。

このように、本実施形態では、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ（被認証装置）１１０が秘
匿する情報の秘密レベルと、ホスト装置（認証装置）１２０が秘匿する情報の秘密レベル
とを非対称とすることができる。例えば、本実施形態では、比較的耐タンパー性の高いＮ
ＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０が秘匿する情報の秘密レベルを、比較的耐タンパー性の
低いホスト装置１２０が秘匿する情報の秘密レベルよりも、より高く設定することができ
る。

そのため、仮にホスト装置１２０が秘匿する情報が漏洩した場合であっても、比較的耐
タンパー性の高いＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０が秘匿する情報の秘密レベルが更に
高いため、漏洩した情報を用いてＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０に“成りすますこと
”ができない。従って、漏洩した情報を用いたＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０の秘密
情報の不正利用を防止することができる点で有利である。その結果、例えば、ホスト装置
２０から読み出されたID情報が、目的の被認証装置１１０から読み出した情報であること
を確実に判定し、その相手方の不正利用の無効化等が可能となる。

（２）実装化において有利である。
上述した通り、本実施形態のような構成では、比較的大きな回路規模を要求される公開
鍵暗号処理やMKB処理のハードウェア実装が困難である等の回路規模上の制約が同時に課
せられる環境下である。

しかしながら、本実施形態によれば、鍵情報が非対称であるものの比較的大きな回路規
模を必要とする公開鍵暗号処理を用いる必要がない。更に、上記のように、ホスト装置（
認証装置）１２０とＮＡＮＤ型フラッシュメモリ（被認証装置）１１０とが秘匿する情報
の秘密レベルを非対称とすることにより、片方の装置から漏れた情報だけではもう一方の
装置に成りすますことができない認証手段を行い、認証装置１２０と被認証装置１１０と
の間で秘密情報であるセッション鍵SKey_i,jを共有する。

そのため、上記制約が課される厳しい環境下であっても、実装化において有利であると
言える。更に、上記のように、メモリシステムを構成するデータ生成回路や暗号化器を同
じ処理として共有することにより、回路規模を更に小さくすることも可能である。

（３）製造工程の簡略化、製造コストの低減化に対して有利である。
本実施形態に係るＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０は、読み書き可能領域１１１−１
に、その用途に応じてＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０毎に固有（ユニーク）、或いは
製造ロット（lot）単位等複数のＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０に共通に付される鍵
管理情報（FKBv）を備える。更に、ロム領域１１−３に、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１
１０毎に固有に（ユニークに）付される暗号化された秘密識別情報（E-SecretID）を備え
る。

鍵管理情報（FKBv）を製造ロット単位で共通化させた場合には、ＮＡＮＤ型フラッシュ
メモリ１１０毎に記録しなければならない固有（ユニーク）な情報を、暗号化された秘密
識別情報（E-SecretID）のようにデータサイズの小さいデータだけに減らすことができる
。換言すれば、共通に付される鍵管理情報（FKBv）と固有の暗号化秘密識別情報（E-Secr
etID）とに分け、２段階に暗号化することにより、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０に
書き込むべき固有の暗号化秘密識別情報（E-SecretID）のデータサイズを抑えることがで
きるものである。

例えば、上記図４０、図４１で示したように、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリの製造時等
において、メモリ製造者１３０は、ライセンス管理者４０から受け取ったＮＡＮＤ型フラ
ッシュメモリ１１０毎に固有な情報（E-SecretID）を書き込む。

そして、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０に共通に付される暗号化された鍵管理情報
（FKBv）については、カード製造者１５０等がＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０に共通
に書き込むことができる。例えば、上記図４２、図４３で示したように、カード製造者１
５０が、上記ライセンス管理者１４０から受け取ったＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０
毎に共通な鍵管理情報FKBvを書き込む。そのため、メモリ製造者１３０が書き込まなけれ
ばならないＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０毎に固有（ユニーク）なデータのサイズを
低減することが可能となる。

ここで、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０の製造時等に、ＮＡＮＤ型フラッシュメモ
リ１０に固有かつデータサイズの大きい情報を書き込む場合、製造工程が煩雑となり、製
造時間が長期化し、製造コストが増大してしまう。しかしながら、本実施形態に係る構成
及び方法によれば、共通に付される鍵管理情報FKBvと固有の暗号化秘密識別情報（E-Secr
etID）とに分けて２段階に暗号化することにより、このような煩雑な製造工程は不要とな
るため、製造工程を簡略化でき、製造コストを低減できる点で有利である。また、製造時
間を短縮化できるため、消費電力を低減できる点でもメリットがある。

また、ホスト装置１２０の側においても、秘匿情報FKeyを用いてＮＡＮＤ型フラッシュ
メモリに固有な値であるSecretIDを暗号化してE-SecretIDを生成し、更に、IDKey_kを用い
てFKeyを暗号化して鍵管理情報FKBを生成するという構成を取ることにより、ＮＡＮＤ型
フラッシュメモリ１１０と同様のメリットを享受することが可能となる。

［変形例１（FKBを後からダウンロードして書き込む場合）］
次に、変形例１に係る認証装置、被認証装置、及びその認証方法について説明する。こ
の説明において、上記第５の実施形態と重複する部分の説明については、省略する。

＜FKBの書き込みについて＞
暗号化FKey束（FKB）の書き込みについて、説明する。
本変形例１における処理は、暗号化FKey束（FKB）が、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１
１０の製造時に書き込まれる場合等には、特に必要のない処理である。しかし、ＮＡＮＤ
型フラッシュメモリ１１０とコントローラ１１９等が結合されて、例えば、SDカード等の
ストレージメディア製品として一般ユーザ入手し、カード利用時に市場において後から書
き込まれる場合等には、必要となるFKBの書き込み処理に関するものである。

図４４では、上記のように鍵管理情報FKBが未記録のストレージメディア（Card）１５
５に記録されたデータの場合の状態を示している。
図示するように、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０は、秘密情報NKey_iと秘密識別情
報SecretIDとが秘匿領域１１１−２に記録される。前記秘密情報NKey_iを特定するために
必要なインデックス情報i、鍵管理情報FKBを特定するために必要となるインデックス情報
v、及びインデックス情報vで指定されたFKey_vによって暗号化されたSecretID（E-SecretI
D）がロム領域１１１−３に記録される。

読み書き可能領域１１１−１には、暗号化FKey束である鍵管理情報FKBが書き込まれて
いない点で、上記第５の実施形態と相違する。

次に、図４５を用い、上記のように鍵管理情報FKBが未記録状態のストレージメディア
５５に、サーバからFKBをダウンロードして記録する場合について説明する。

図示するように、この場合には、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０に、必要に応じて
データキャッシュ１１２が配置される。

本実施形態に係るサーバ１７０は、FKBデータベース（Set of FKB_i ’s (i=1,…,x)）
１７１及びインデックス情報vから鍵管理情報FKBvを選択するための選択部１７２を備え
る。

また、サーバ１７０とメモリシステム（ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０、コントロ
ーラ１１９、ホスト装置１２０）とは、インターネット１６０を介して電気的に通信接続
される。

なお、ホスト装置１２０は、FKBの新規書き込みが必要かどうかを判定し、必要に応じ
てFKBをサーバに要求する機能を備える。

＜FKB書き込みフロー＞
次に、図４６に沿って、暗号化FKeyID束（FKB）をサーバ１６０からダウンロードして
ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０に書き込むフローについて説明する。

（Step Ｓ１４１）
図示するように、まず、ホスト装置１２０が、FKBダウンロードが必要と判定したこと
により、FKB書き込みが開始（Start）され、ホスト装置１２０はサーバ１６０に対してFK
B要求を出す。

（Step Ｓ１４２）
続いて、サーバ１７０は、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０に対して、FKey_vを特定
するために必要となるインデックス情報vを要求する。

（Step Ｓ１４３）
続いて、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０は、ロム領域１１１−３からvを読み出し
、vをサーバに送出される。

（Step Ｓ１４４）
続いて、サーバ１７０は、受信したvに対応するFKBvをFKBデータベース１７１の中から選
択する。

（Step Ｓ１４５）
続いて、サーバ１７０は、選択したFKBvをＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０に送出す
る。

（Step Ｓ１４６）
続いて、ＮＡＮＤ型フラッシュメモリ１１０は、受信したFKBvを読み書き可能領域１１
１−１に書き込み、記録する。

以上の動作により、第５の実施形態に係る暗号化FKey束（FKB）ダウンロードフローを
終了する（End）。

その他の構成、動作等に関しては、上記第５の実施形態と実質的に同様である。

＜作用効果＞
変形例１に係る認証装置、被認証装置及び認証方法によれば、少なくとも第５の実施形
態と同様の作用効果（１）乃至（３）を得ることができる。

更に、変形例１によれば、後からFKBを書き込む場合においても、必要に応じて本実施
形態を適用することが可能である。

（第６の実施形態）
図４７は、第６の実施形態を示している。第６の実施形態は、第１の実施形態の変形例
を示すものである。

第６の実施形態は、図１７に示すステータスチェック方法と同様に、第２の課題を解決
する方法を示している。すなわち、第６の実施形態は、セキュアストレージの保護領域１
３ｆに記録されている秘匿情報は１つであるが、複数のホスト装置から同時にアクセスで
きてしまうという課題を解決する。

第６の実施形態に示す方法は、メッセージ登録機能を含むステータスチェック処理に係
り、第１の課題の解決に適用することも可能である。さらに、第６の実施形態は、第１、
第２の課題を解決するとともに、図１７に示す方法よりも汎用的に応用可能な方法を示し
ている。

ここで、ホスト装置１１−１、１１−２は、セキュアストレージ１２と認証完了状態で
あるとする。すなわち、例えばホスト装置１１−１は、セキュアストレージ１２の保護領
域にアクセス可能であるため、秘匿情報を取得可能であり、暗号化コンテンツの再生が可
能となる。

図１７に示すステータスチェック方法は、第１の課題及び第２の課題を解決できること
は示した。ここで、図１７における方法を一般化すると、複数のホスト装置１１−１、１
１−２の間で互いのアクセス状態を通知することに対応する。

よって、第６の実施形態は、図４７に示すように、互いのアクセス状態の通知方法を一
般化する。すなわち、例えばホスト装置１１−１がセキュアストレージ１２と認証完了状
態にある場合（Ｓ４１）、当該ホスト装置１１−１からセキュアストレージ１２内の揮発
性メモリ領域に、任意のインター・プロトコル・コミュニケーション・メッセージ（Inte
r Protocol Communication Message)（以下、IPC Messageと称す）１及び２を登録できる
ものとする（Ｓ４２−１）。

具体的には、ホスト装置１１−１は、IPC Message １及びIPC Message ２の登録におい
て、当該IPC Message１及び２の改ざんを防止するため、バス鍵（BK）によって生成され
たメッセージ認証コード（MAC）を生成し、この生成されたMACも送信することとする（Ａ
４２−１）。

また、このとき、登録されたIPC Message１及び２を改ざん防止された状態で受領する
ため、Nonceも送信する。本Nonceは、ホスト装置１１−１がセキュアメディア１２から受
領したメッセージの改ざん確認をするために送信される。ひいては、改ざん確認が不要な
場合は、省略、もしくは00hなどの値を設定してもよい。

さらに、ホスト装置１１−１が、IPC Message１及び２を登録するか否かを示すIPC Fla
g１及び２も同様に送信する。これは、例えばホスト装置１１−１がIPC Message１のみを
登録したい場合、IPC Flag１をイネーブルとし、IPC Flag２をディセーブルとする。セキ
ュアストレージ１２は、IPC Flagがイネーブル状態にあるメッセージのみを登録する。

また、メッセージを一切登録する必要ない場合、IPC Flag１及び２をディセーブルする
ことにより、ホスト装置１１−１はIPC Message１及び２に付随するMACの生成を省略でき
、セキュアストレージ１２は、後述するMAC検査処理を省略することができる。

セキュアストレージ１２は、受領したIPC Message１及び２、それらのMACをバス鍵によ
り検証し、検証の結果、整合性が確認された場合、当該IPC Message１及び２を揮発性メ
モリに登録する（Ｓ４３−１）。また、整合性が確認できない場合、当該IPC Message１
及び２は揮発性メモリに登録しないこととする。また、IPC Flagがディセーブルされてい
るメッセージについても登録しないこととする。これにより、改ざんが防止された状態で
IPC Message１及び２を登録することが可能となる。

次いで、IPC Message１及び２の登録処理がなされたか否かに関わらず、セキュアスト
レージ１２は保持しているIPC Message１及び２、ホスト装置１１−１から受領したNonce
を用いてMACを計算する（Ｓ４３−２）。

この後、セキュアストレージ１２は、受領した要求に従い、自身の認証状態、認証して
いるホスト証明書番号、及び受信した一時情報にバス鍵を用いて計算したメッセージ認証
コード（MAC）をホスト装置１１に返送する（Ｓ４４−１）。

ホスト装置１１−１は、セキュアストレージ１２から送信されたメッセージ認証コード
(MAC)を受けると、IPC Message１及び２が意図された通りに登録されたか否かを検証する
。さらに、ホスト装置１１−１は、以前に登録されたIPC Message１及び２が意図された
通りに保持されたか否かを改ざんが防止された状態で検証する（Ｓ４５−１）。

ここで、IPC Message１と２の属性について説明する。IPC Message１及び２は、一度セ
キュアストレージ１２に登録された場合、セキュアストレージ１２が起動状態にある間は
IPC Message１及び２の内容が保持され、電源がオフとされた等の未起動状態である場合
、IPC Message１及び２の内容が棄却され、初期化される。

ただし、IPC Message１は、セキュアストレージ１２が、初期化要求に従い、認証完了
状態から初期状態へと自身の状態を遷移させた場合はIPC Message１の内容も初期化され
るものとする。これにより、認証状態に関わらずに継承できるメッセージと、認証状態に
応じて継承できるメッセージの両方を実現できる。その他、起動状態と未起動状態の中間
にあるような場合、例えばスリープやスタンバイのような状態においては、メッセージを
保持していてもよいし、保持していなくともよい。

ホスト装置１１−１は、これらIPC Message１及び２内に、自身の識別が可能なIDコー
ドを含めて登録することができる。ホスト装置１１−１は、コンテンツ再生中に、定期的
にセキュアストレージ１２のステータスチェックを実施することとする。このステータス
チェックにおいて、セキュアストレージ１２に保持されているIPC Message１及び若しく
は２の内容を検証する。ここで、その内容が意図された値と異なっている場合、ホスト装
置１１−１は、例えば再生を停止させるなどの制御を実行するものとする。

さらに、セキュアストレージ１２が非認証完了状態に遷移していた場合、若しくは認証
完了状態ではあるが、他のホスト装置と認証完了状態となっていた場合、ホスト装置１１
−１は、例えば再生を停止させるなどの制御も可能である。

上記第６の実施形態によれば、ホスト装置１１−１は、セキュアストレージ１２と認証
完了状態において、セキュアストレージ１２内に記録可能なIPC Message１及び２を含む
メッセージ認証コードを生成して、セキュアストレージ１２に送信し、セキュアストレー
ジ１２は、ホスト装置１１−１の指示に従ってIPC Message１及び２を記録している。ま
た、ホスト装置１１−１は、定期的にセキュアストレージ１２に保持されているIPC Mess
age１及び若しくは２の内容を検証し、その内容が意図された値と異なっている場合、再
生を停止させるなどの制御を実行する。このため、ホスト装置１１−１がコンテンツを再
生可能なのは、当該ホスト装置１１−１がセキュアストレージ１２の認証状態を占有出来
ている場合のみに限定することができる。したがって、第６の実施形態によれば、複数の
ホスト装置が同時にコンテンツの再生が可能となる問題を防止できる。

また、第６の実施形態によれば、第１の課題も解決することができる。なぜなら、例え
ばホスト装置１１−１にセキュアストレージ１２が接続された状態において、ホスト装置
１１−１が定期的にセキュアストレージ１２のステータスをチェックすることにより、コ
ンテンツ再生中にセキュアストレージ１２がホスト装置１１−１から引き抜かれ、他のホ
スト装置１１−２に接続された場合、ホスト装置１１−１は、正しいステータスチェック
の結果を得ることができない。したがって、ホスト装置１１−１は、コンテンツの再生を
終了することが出来る。

図４８は、ホスト装置１１−１及びホスト装置１１−２の間で、セキュアストレージ１
２に登録されたIPC Message１及び２の参照関係を示している。

前述したように、IPC Message１及び２の登録においては、バス鍵（BK）によるメッセ
ージ認証コード（MAC）の生成と検証が必要となる。このため、登録作業を実行できるの
は認証完了状態にあるホスト装置に限定される。

一方、IPC Message１及び２の参照は、認証完了状態にあるか否かに関わらず、いずれ
のホスト装置からも可能である。これにより、例えば認証完了状態にないホスト装置１１
−２からもIPC Message１及び２によって、セキュアストレージ１２が占有状態にあるか
否かを知ることができる。すなわち、IPC Message１及び２は、ホスト装置１１−１とホ
スト装置１１−２の会話手段としての機能を有している。このため、ホスト装置１１−１
及び１１−２の間で任意のメッセージ通知をする際にも利用可能である。

図４９は、IPC Message１及び２のフォーマット例を示している。図４９（ａ）（ｂ）
において、IPC Message１は３２バイトのデータ、IPC Message２は１６バイトのデータと
している。しかし、これらのデータ長は変更可能であり、いずれの長さを適用してもよい
。

前述した通り、IPC Message１及び２は、さまざまな用途のメッセージ通知に利用する
ことができるため、フォーマットは汎用に適用できるよう構築するのが望ましい。よって
、IPC Message１及び２の先頭には、メッセージのフォーマット識別子として、メッセー
ジタイプ（Message Type）が設けられ、続いてメッセージ長（Message Length）が設けら
れ、最後にメッセージボディ（Message Body）が設けられている。

メッセージタイプは、具体的には、メッセージボディのフォーマットや内容を示す識別
子であり、識別子としての数値が設定される。例えば数値が“０１”である場合、メッセ
ージボディの内容がセキュアストレージ１２のIDコードに関する情報であることを示す、
などの構成をとることができる。

このように、メッセージタイプを設定することにより、メッセージボディ内に含まれる
内容やフォーマットが任意に設定できるようになる。また、例えば前述したホスト装置の
識別が可能なIDコードなどは、メッセージ本体に入れることができる。

ここまで、ホスト装置１１−１、１１−２及びセキュアメディア１２におけるプロトコ
ルを説明してきた。しかし、ホスト装置の形態は、ハードウェア、ソフトウェア、ハード
ウェアとソフトウェアのハイブリッドのいずれの構成をとってもよい。また、接続方法は
、カードインターフェース、USBインターフェース、IPインターフェース、それらのハイ
ブリッド構成のいずれであってもよい。また、メッセージ登録とステータスチェックを同
一プロトコルによって実現する例を示しているが、これらは分離されていてもよい。

(第７の実施形態)
図５０は、第７の実施形態を示すものであり、第７の実施形態は、第１の実施形態の変
形例に係り、RTT(Round Trip Time)を計測する方法を示す。図５０において、図４７と同
一部分には同一符号を付している。

尚、ここで説明するRTT計測は、図１８や図４７において説明した方法にも適用可能で
ある。

先に説明した、IP経由でのリンクプロテクションとして存在するDTCP-IPなどでは、コ
ンテンツオーナーがコンテンツのIP伝送範囲を自宅内などに制限したいという要望を満た
すために、ローカライゼーションという方法を提供している。このローカライゼーション
は、コンテンツを送信する機器と受信する機器間で、メッセージの応答時間を計測し、当
該応答時間が所定値以内であれば、送信機器と受信機器が同一エリア内に存在すると判定
する方法である。ここで、応答時間の計測においては、改ざんが防止されたメッセージを
やり取りする必要がある。もし、改ざんができてしまうと、中継者による偽装応答が可能
となってしまい、送信機器と受信機器の距離が正しく計測できなくなってしまうからであ
る。

図１７、図４７、図５０などで示される応答プロトコルにおいては、ホスト装置１１−
１が受信機器に相当し、セキュアメディア１２が送信機器に相当する。ここで、セキュア
メディア１２が返答するメッセージには前述の通りメッセージ認証コード（MAC）が含ま
れている。このため、図１７、図４７、図５０のいずれにおいても、メッセージの偽装は
防止されており、よって応答時間の計測条件を満たしている。

図５０に示すように、互いのアクセス状態の通知方法を一般化する。すなわち、例えば
ホスト装置１１−１がセキュアストレージ１２と認証完了状態にある場合（Ｓ４１）、ホ
スト装置１１−１は、自身で生成したNonceとともにステータスチェックのコマンドをセ
キュアメディア１２に送信する（Ｓ４２−１）。

セキュアメディア１２は、Nonce に対してメッセージ認証コード（MAC）を計算し（Ｓ
４３−２）、Nonceが含まれるメッセージにMACを付与して返答する（Ｓ４４−１）。

ホスト装置１１−１は、ステップ（Ｓ４２−１）において、ステータスチェックのコマ
ンドを送信してから、ステップ（Ｓ４４−１）による応答を受信するまでの時間をRTTと
して計測する（Ｓ５１）。

ここで、上記メッセージのやり取りがなされるIP経路には、他の機器同士のメッセージ
が通信されている場合もあるために、計測されたRTTには誤差が生じる。よって、この誤
差を吸収するため、ホスト装置１１−１は前述のRTT計測を数百回から数万回の範囲で繰
り返し、その中で最も値の小さいRTTを採用する、などの方法をとってもよい。または、
平均値や中央値を採用する、という方法をとってもよい。もしくは、繰り返し中に、一度
でもRTT計測値が所定値を下回った場合にはローカライゼーションがなされているとみな
してもよい。

図１７、図４７、図５０のいずれにおいても、この方法を適用することができるが、こ
こで計測できるRTT値はメッセージ経路の通過時間とセキュアメディア１２の演算時間が
含まれる。本来は、メッセージ経路の通過時間のみが重要であるため、これのみを計測す
ればよい。しかしながら、実際のメッセージ経路の通過時間と演算時間を分離することは
できない。よって、余分なセキュアメディア１２の演算は省略し、必要最小限の範囲で納
めることが望ましい。この視点では、図４７に示す方法の場合、メッセージ登録の際のメ
ッセージ認証コード（MAC）の検証と、メッセージ返答の際のMACの検証で２回の演算が生
じるため、あまり好ましくない。よって、メッセージを登録しない図４７に示す方法や、
図１７や図５０に示す方法の方が比較的好ましい。

上記第７の実施形態によれば、ホスト装置１１−１からメッセージ認証コードを送信し
、セキュアストレージ１２からその応答がホスト装置１１−１へ送信されるまでの時間を
計測することにより、RTTを計測している。このため、ローカライゼーションが適用され
る場合において、RTTを迅速かつ改ざん防止された状態で計測することができる。したが
って、計測されたRTTに基づき、ホスト装置１１−１とセキュアストレージ１２が同一エ
リア内に存在するか否かをセキュアに判定することが可能である。

その他、本発明は上記各実施形態そのままに限定されるものではなく、実施段階ではそ
の要旨を逸脱しない範囲で構成要素を変形して具体化できる。また、上記各実施形態に開
示されている複数の構成要素の適宜な組み合わせにより、種々の発明を形成できる。例え
ば、実施形態に示される全構成要素から幾つかの構成要素を削除してもよい。さらに、異
なる実施形態にわたる構成要素を適宜組み合わせてもよい。

１１…ホスト装置、１２…セキュアストレージ、SAD…スタンドアロン領域、EXDS…拡
張領域、１３…メモリ、１３f…保護領域、１３ｇ…通常領域、１４…コントローラ、３
０…拡張ストレージ。

Claims (1)

1. ホスト装置から送られる秘匿情報を記憶する第１の記憶領域、及び該第１の記憶領域と
   異なる第２の記憶領域を有するメモリとコントローラとを有するセキュア記憶媒体と、
   を具備し、
   前記コントローラは第１の識別子を有し、及び前記メモリは、第２の識別子を有し、前
   記非セキュア記憶媒体は第３の識別子を有し、
   前記ホスト装置は、前記第１、第２、第３の識別子に基づき、前記セキュア記憶媒体と
   、外部セキュア記憶媒体を識別し、該外部非セキュア記憶媒体が前記第３の識別子を有し
   ない場合、第４の識別子を生成し、該外部非セキュア記憶媒体に供給し、
   前記セキュア記憶媒体と前記外部非セキュア記憶媒体の少なくとも一方は、リンク情報
   を有し、
   前記リンク情報は、前記外部非セキュア記憶媒体の少なくとも前記第３、第４の識別子
   の一方を含み、
   前記セキュア記憶媒体の前記メモリは、メディアIDを有し、
   前記外部非セキュア記憶媒体の前記リンク情報は、前記セキュア記憶媒体の前記メディ
   アIDを含むことを特徴とするストレージシステム。

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