JPH11272561A - 記憶媒体のデータ保護方法、その装置及びその記憶媒体 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 記憶媒体に記録するデータをパスワードによ
り暗号化して、データの保護を行うための記憶媒体のデ
ータ保護方法及びその装置に関し、一つのパスワード
で、各記憶単位に、キーデータを変える。 【解決手段】 キーデータを生成した後、キーデータを
パスワードによって暗号化して、記憶媒体１に書き込む
ステップと、キーデータによりデータを暗号化して、記
憶媒体１に書き込むステップとを有する。更に、記憶媒
体１から暗号化されたキーデータを読みだすステップ
と、暗号化されたキーデータをパスワードで復号化する
ステップと、復号化されたキーデータで記憶媒体１のデ
ータを復号化するステップとを有する。パスワードと別
に生成するキーデータを用いて暗号化するので、暗号文
の解読によるパスワードの解析を防止することができ
る。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、情報処理機器にお
いて、記憶媒体に記録するデータをパスワードにより暗
号化して、データの保護を行うための記憶媒体のデータ
保護方法、その装置及びその記憶媒体に関する。

【０００２】光ディスク、磁気ディスク、ＩＣカード等
を利用した記憶装置は、コンピュータ、ワードプロセッ
サ、電子ブック等の様々な情報処理機器に利用されてい
る。この記憶装置では、プライバシィに係わる情報や職
務上の機密情報など、本来所有者以外に知られたくない
情報が書き込まれることがある。このような情報を他人
に知られないようにするため、データを暗号化すること
が必要となる。

【０００３】

【従来の技術】図１５は、従来技術の説明図である。

【０００４】光ディスク等の記憶媒体９０又は記憶装置
に対し、パスワードを設定する。データの書き込みに際
しては、暗号化部９１によりデータをパスワードで暗号
化して、記憶媒体９０に書き込む。又、読み出し時に
は、復号化部９２により記憶媒体９０のデータをパスワ
ードで復号化する。

【０００５】このように、データを暗号化することによ
り、データの秘匿を行うことができる。この場合に、従
来、記憶媒体全体に１つのパスワードを設定する方式が
あった。又、記憶媒体のファイル単位に異なるパスワー
ドを設定する方式もある。

【０００６】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら、従来技
術では、次の問題があった。

【０００７】第１に、サンプルとしての暗号文又は暗号
文と暗号化されていない平文の組み合わせが多い程、解
読者の解読が容易となる。同一の平文を同一のパスワー
ドで暗号化した結果は、等しいので、同一のパスワード
で直接暗号化した場合には、暗号文の統計的性質は、平
文の統計的性質を反映する。従って、従来の記憶媒体を
同一のパスワードで暗号化する方式では、暗号文が統計
処理できる程多量にあれば、平文の性質を容易に推定で
きるという問題があった。

【０００８】第２に、光ディスク等の大容量記憶媒体に
保存されているデータには、そのディレクトリ部分など
の定型フォーマットで構成されている部分がある。従来
の記憶媒体を同一のパスワードで暗号化する方式では、
このような部分を解析することにより、パスワードを推
定すると、他の重要なデータも解読されてしまうという
問題があった。

【０００９】第３に、従来のファイル毎に、パスワード
を設定する方式では、一部分のパスワードの解読によ
り、他の部分の解読を防止できる。しかし、この場合、
ファイル毎に、異なるパスワードを管理する必要があ
る。このため、煩雑であり、パスワード忘却等の事故を
招きやすいという問題があった。

【００１０】第４に、光ディスク等の交換可能な大容量
記憶媒体においては、記憶媒体を持ち出したり、記憶媒
体を複写することが可能である。このため、一旦暗号化
されたデータを持ち出し、ゆっくりと解析することが可
能である。従って、暗号文からパスワードを推定しやす
いという問題もあった。

【００１１】第５に、従来は、パスワードで直接暗号化
していたため、パスワードを変えると、データ全体を再
暗号化する必要があるという問題もあった。

【００１２】本発明の目的は、暗号文からパスワードが
解析されにくい記憶媒体のデータ保護方法、その装置及
びその記憶媒体を提供することにある。

【００１３】本発明の他の目的は、一つのパスワード
で、各記憶単位に、キーデータを変えることができる記
憶媒体のデータ保護方法、その装置及びその記憶媒体を
提供することにある。

【００１４】本発明の更に他の目的は、パスワードを変
えても、データの再暗号化を不要とする記憶媒体のデー
タ保護方法、その装置及びその記憶媒体を提供すること
にある。

【００１５】

【課題を解決するための手段】本発明の記憶媒体のデー
タ保護方法は、キーデータを生成した後、前記キーデー
タをパスワードによって暗号化して、前記記憶媒体に書
き込むステップと、キーデータによりデータを暗号化し
て、前記記憶媒体に書き込むステップとを有する書き込
みモードを有する。そして、そのデータ保護方法は、記
憶媒体から前記暗号化されたキーデータを読みだすステ
ップと、暗号化されたキーデータを前記パスワードで復
号化するステップと、復号化されたキーデータで前記記
憶媒体のデータを復号化するステップとを有するリード
モードとを有する。

【００１６】本発明では、パスワードをそのまま暗号化
キーとして用いるのではなく、パスワードとは、別に生
成したキーデータを用いて、データを暗号化する。キー
データは、パスワードをキーとして暗号化して、記憶媒
体に書き込む。読み出し時には、パスワードにより、暗
号化されたキーデータを復号化して、キーデータを得
る。そして、キーデータでデータを復号化する。

【００１７】このようにパスワードとは、別に生成した
キーデータを用いて、データを暗号化することにより、
暗号文を解析しても、暗号化されたキーデータが解読さ
れるだけである。このため、パスワードやキーデータを
解析しにくい。これにより、暗号文の解析によるパスワ
ードの解読を防止できる。

【００１８】又、パスワードとは、別に生成したキーデ
ータを用いて、暗号化するため、１つのパスワードに対
し、キーデータを変えることにより、セクタ等の記憶単
位に異なるキーを付与できる。このため、論理セクタ毎
に異なるキーを用いて、暗号化でき、データの機密性を
高めることができる。

【００１９】更に、パスワードとは、別に生成したキー
データを用いて、暗号化するため、パスワードを変えて
も、データの再暗号化が不要となる。このため、数百メ
ガバイトの大容量記憶媒体でも、容易にパスワードの変
更を実現できる。

【００２０】

【発明の実施の形態】図１は、本発明の一実施の形態の
ブロック図、図２は、本発明の第１の実施の形態の論理
フォーマット時の処理フロー図、図３は、本発明の第１
の実施の形態の書き込み処理フロー図、図４は、本発明
の第１の実施の形態の記憶領域の説明図、図５は、本発
明の第１の実施の形態のキーデータの説明図、図６は、
本発明の第１の実施の形態の読み出し処理フロー図であ
る。

【００２１】図１に示すように、記憶媒体１は、光磁気
ディスクで構成されている。この記憶媒体１の論理セク
タサイズを、２ＫＢ（キロバイト）とする。制御回路２
は、プロセッサで構成されている。第１の暗号化部２０
は、キーデータＰＳを使用者が入力したパスワードＰＷ
により暗号化し、且つ暗号化したキーデータＰＳ’を記
憶媒体１に書き込む。

【００２２】第２の暗号化部２１は、書き込むべきデー
タをキーデータＰＳで暗号化し、暗号化されたデータを
記憶媒体１に書き込む。第１の復号化部２２は、記憶媒
体１の暗号化されたキーデータＰＳ’を、使用者が入力
したパスワードＰＷで復号化する。第２の復号化部２３
は、復号化されたキーデータＰＳにより、記憶媒体１の
データを復号化して、データを出力する。メモリ３は、
制御回路（以下、ＣＰＵという）２の作業域を与えるも
のである。尚、第１、第２の暗号化部２０、２１、第
１、第２の復号化部２２、２３は、ＣＰＵ２の処理をブ
ロックにして示したものである。

【００２３】図２により、媒体の論理フォーマット作成
時の処理について、説明する。媒体の初期処理である媒
体の論理フォーマット作成時に、以下の処理を実行す
る。

【００２４】（Ｓ１）使用者は、ユーザーパスワードＰ
ＷをＣＰＵ２に入力する。

【００２５】（Ｓ２）ＣＰＵ２は、セクタ数分の乱数
（８バイト）を発生する。この乱数が、キーデータＰＳ
である。以下、セクタ数をｎとし、ＰＳ〔１〕〜ＰＳ
〔ｎ〕の乱数を生成したものとして説明する。

【００２６】（Ｓ３）ＣＰＵ２は、このセクタ数分の乱
数（ランダムデータ）ＰＳ〔 〕（ＰＳ〔１〕〜ＰＳ
〔ｎ〕）を、メモリ３の作業域に格納する。

【００２７】（Ｓ４）ＣＰＵ２は、作業域のキーデータ
ＰＳ〔１〕〜ＰＳ〔ｎ〕の各々を、パスワードＰＷで暗
号化する。もちろん、作業域のキーデータＰＳ〔１〕〜
ＰＳ〔ｎ〕の全体をパスワードＰＷで暗号化しても構わ
ない。

【００２８】（Ｓ５）ＣＰＵ２は、暗号化されたキーデ
ータＰＳ’〔１〕〜ＰＳ’〔ｎ〕を記憶媒体１の領域Ｌ
１に書き込む。

【００２９】図４に示すように、記憶媒体（ディスク）
１の論理フォーマットは、各セクタで示される。このセ
クタは、論理ブロックアドレスＬＢＡによりアドレスさ
れる。ここで、図では、ＬＢＡが、「１」から「Ｘ」ま
でＸ個のセクタが設けられている。

【００３０】この光ディスクの記憶領域の内、先頭セク
タ（ＬＢＡ＝１）からａセクタ分の領域Ｌ１を、暗号化
されたキーデータＰＳ’〔１〕〜ＰＳ’〔ｎ〕の格納領
域に割り当てる。即ち、データの使用域のセクタ数は、
ｎ（＝（Ｘーａ））であり、各使用域のセクタ毎に、領
域Ｌ１に、暗号化されたキーデータＰＳ’〔１〕〜Ｐ
Ｓ’〔ｎ〕が格納される。

【００３１】次に、媒体の書き込み処理について、図３
により説明する。

【００３２】（Ｓ１０）論理ブロックアドレス（セクタ
番号）ＬＢＡが、「Ｓ０」の位置への書き込み要求が生
じたとする。書き込み要求する位置が、領域Ｌ１と重な
らないようにするため、要求されたセクタ番号ＬＢＡ
を、「Ｓ１」に変更する。ここでは、図４に示したよう
に、セクタ番号「Ｓ０」に、領域Ｌ１の大きさ「ａ」を
加えて、変更されたセクタ番号「Ｓ１」を得る。

【００３３】（Ｓ１１）ＣＰＵ２は、光ディスク１の領
域Ｌ１のデータ（暗号化されたキーデータ）を読み出し
済かを判定する。読み出し済なら、メモリ３の作業域
に、キーデータが展開されているため、ステップＳ１４
に進む。

【００３４】（Ｓ１２）ＣＰＵ２は、領域Ｌ１のデータ
が読み出し済でないなら、メモリ３の作業域に、キーデ
ータを展開する処理を行う。即ち、ＣＰＵ２は、ユーザ
ーパスワードＰＷを得る。そして、光ディスク１の領域
Ｌ１のデータＰＳ’〔１〕〜ＰＳ’〔ｎ〕を読みだす。

【００３５】（Ｓ１３）ＣＰＵ２は、領域Ｌ１のデータ
ＰＳ’〔１〕〜ＰＳ’〔ｎ〕を、パスワードＰＷで復号
化する。これにより、キーデータＰＳ〔１〕〜ＰＳ
〔ｎ〕が得られる。このキーデータＰＳ〔 〕（ＰＳ
〔１〕〜ＰＳ〔ｎ〕）を、メモリ３の作業域に格納す
る。

【００３６】（Ｓ１４）ＣＰＵ２は、メモリ３の作業域
のキーデータから、論理ブロックアドレス（セクタ番
号）ＬＢＡ（＝Ｓ０）のキーデータＰＳ〔Ｓ０〕を得
る。図５に示すように、メモリ３の作業域のキーデータ
テーブルから論理ブロックアドレスＬＢＡに対応するキ
ーデータＰＳ〔Ｓ０〕が得られる。そして、ＣＰＵ２
は、書き込むべきデータを、このキーデータＰＳ〔Ｓ
０〕で暗号化する。暗号化の方法としては、周知のＤＥ
Ｓ等を用いることができる。

【００３７】（Ｓ１５）ＣＰＵ２は、この暗号化された
データを、光ディスク１の論理ブロックアドレスＬＢＡ
（＝Ｓ１）の位置に書き込む。

【００３８】次に、図６を用いて、読み出し処理を説明
する。

【００３９】（Ｓ２０）論理ブロックアドレス（セクタ
番号）ＬＢＡが「Ｓ０」の位置への読み出し要求が生じ
たとする。読み出し要求する位置が、領域Ｌ１と重なら
ないようにするため、要求されたセクタ番号ＬＢＡを、
「Ｓ１」に変更する。ここでは、図４に示したように、
セクタ番号「Ｓ０」に、領域Ｌ１の大きさ「ａ」を加え
て、変更されたセクタ番号「Ｓ１」を得る。

【００４０】（Ｓ２１）ＣＰＵ２は、光ディスク１の領
域Ｌ１のデータ（暗号化されたキーデータ）を読み出し
済かを判定する。読み出し済なら、メモリ３の作業域
に、キーデータが展開されているため、ステップＳ２４
に進む。

【００４１】（Ｓ２２）ＣＰＵ２は、領域Ｌ１のデータ
が読み出し済でないなら、メモリ３の作業域に、キーデ
ータを展開する処理を行う。即ち、ＣＰＵ２は、ユーザ
ーパスワードＰＷを得る。そして、光ディスク１の領域
Ｌ１のデータＰＳ’〔１〕〜ＰＳ’〔ｎ〕を読みだす。

【００４２】（Ｓ２３）ＣＰＵ２は、領域Ｌ１のデータ
ＰＳ’〔１〕〜ＰＳ’〔ｎ〕を、パスワードＰＷで復号
化する。これにより、キーデータＰＳ〔１〕〜ＰＳ
〔ｎ〕が得られる。このキーデータＰＳ〔 〕（ＰＳ
〔１〕〜ＰＳ〔ｎ〕）を、メモリ３の作業域に格納す
る。

【００４３】（Ｓ２４）ＣＰＵ２は、メモリ３の作業域
のキーデータから、論理ブロックアドレス（セクタ番
号）ＬＢＡ（＝Ｓ０）のキーデータＰＳ〔Ｓ０〕を得
る。図５に示すように、メモリ３の作業域のキーデータ
テーブルから論理ブロックアドレスＬＢＡに対応するキ
ーデータＰＳ〔Ｓ０〕が得られる。そして、ＣＰＵ２
は、論理ブロックアドレスＳ１のデータを、光ディスク
１から読みだす。更に、ＣＰＵ２は、読みだしたデータ
をキーデータＰＳ〔Ｓ０〕で復号化する。復号化の方法
としては、周知のＤＥＳ等を用いることができる。復号
化されたデータを要求元（例えば、コンピュータ）に送
りだす。

【００４４】このようにして、媒体の論理フォーマット
作成時に、論理セクタ毎に、乱数を発生して、論理セク
タ毎のキーデータを生成する。そして、記憶媒体１に、
パスワードで暗号化されたキーデータを書き込んでお
く。データの書き込み時には、キーデータによりデータ
を暗号化して、記憶媒体１に書き込む。

【００４５】データの読み取り時には、記憶媒体１の暗
号化されたキーデータを読み出した後、パスワードで復
号化して、キーデータを得る。そして、記憶媒体から読
みだしたデータを、このキーデータにより復号化する。

【００４６】このように、パスワードとは別に生成した
キーデータにより、データを暗号化することにより、暗
号文を解析しても、暗号化されたキーデータが解読され
るだけである。このため、パスワードやキーデータを解
析しにくい。これにより、暗号文の解析によるパスワー
ドの解読を防止できる。

【００４７】又、パスワードとは、別に生成したキーデ
ータを用いて、暗号化するため、１つのパスワードに対
し、キーデータを変えることにより、論理セクタ単位に
異なるキーを付与できる。このため、論理セクタ毎に異
なるキーを用いて、暗号化でき、データの機密性を高め
ることができる。

【００４８】尚、領域Ｌ１を論理ブロックアドレスの小
さい方に設けているが、領域Ｌ１を論理ブロックアドレ
スの最大の部分に格納しても良い。

【００４９】図７は、本発明の第２の実施の形態の書き
込み処理フロー図である。図７により、媒体の書き込み
処理について、説明する。媒体の論理フォーマット作成
時の処理は、図２の実施の形態と同様に行い、記憶媒体
１に各論理セクタの暗号化されたキーデータを格納して
おく。

【００５０】（Ｓ３０）論理ブロックアドレス（セクタ
番号）ＬＢＡが「Ｓ０」の位置への書き込み要求が生じ
たとする。書き込み要求する位置が、領域Ｌ１と重なら
ないようにするため、要求されたセクタ番号ＬＢＡを、
「Ｓ１」に変更する。ここでは、図４に示したように、
セクタ番号「Ｓ０」に、領域Ｌ１の大きさ「ａ」を加え
て、変更されたセクタ番号「Ｓ１」を得る。

【００５１】（Ｓ３１）ＣＰＵ２は、光ディスク１の領
域Ｌ１のデータ（暗号化されたキーデータ）を読み出し
済かを判定する。読み出し済なら、メモリ３の作業域
に、キーデータが展開されているため、ステップＳ３４
に進む。

【００５２】（Ｓ３２）ＣＰＵ２は、領域Ｌ１のデータ
が読み出し済でないなら、メモリ３の作業域に、キーデ
ータを展開する処理を行う。即ち、ＣＰＵ２は、ユーザ
ーパスワードＰＷを得る。そして、光ディスク１の領域
Ｌ１のデータＰＳ’〔１〕〜ＰＳ’〔ｎ〕を読みだす。

【００５３】（Ｓ３３）ＣＰＵ２は、領域Ｌ１のデータ
ＰＳ’〔１〕〜ＰＳ’〔ｎ〕を、パスワードＰＷで復号
化する。これにより、キーデータＰＳ〔１〕〜ＰＳ
〔ｎ〕が得られる。このキーデータＰＳ〔 〕（ＰＳ
〔１〕〜ＰＳ〔ｎ〕）を、メモリ３の作業域に格納す
る。

【００５４】（Ｓ３４）ＣＰＵ２は、乱数Ｒを発生す
る。そして、ＣＰＵ２は、メモリ３の作業域のキーデー
タの論理ブロックアドレス（セクタ番号）ＬＢＡ（＝Ｓ
０）のキーデータＰＳ〔Ｓ０〕に、乱数Ｒを書き込む。

【００５５】（Ｓ３５）そして、ＣＰＵ２は、書き込む
べきデータを、このキーデータＰＳ〔Ｓ０〕（乱数Ｒ）
で暗号化する。暗号化の方法としては、周知のＤＥＳ等
を用いることができる。ＣＰＵ２は、この暗号化された
データを、光ディスク１の論理ブロックアドレスＬＢＡ
（＝Ｓ１）の位置に書き込む。

【００５６】（Ｓ３６）ＣＰＵ２は、適当なタイミング
で、光ディスク１の領域Ｌ１のデータを書き換える。即
ち、ＣＰＵ２は、書き込み回数を示す書き込みカウンタ
の値ＷＣが、例えば、３２回を越えた場合には、安全の
ため、領域Ｌ１を書き換えるため、ステップＳ３７に進
む。一定回数毎に書き込むのは、何らかの異常により媒
体排出等の処理がなされない事態が生じても、ある程度
のデータ回復を保証するためのものである。３２回とい
う数値は任意である。この処理は本発明の必須要件では
ない。又、ＣＰＵ２は、記憶媒体１の排出要求があった
場合に、キーデータを保存するため、ステップＳ３７に
進む。更に、ＣＰＵ２は、電源のオフが生じた場合に、
キーデータを保存するため、ステップＳ３７に進む。

【００５７】（Ｓ３７）ＣＰＵ２は、作業域のキーデー
タＰＳ〔１〕〜ＰＳ〔ｎ〕の各々を、パスワードＰＷで
暗号化する。もちろん、作業域のキーデータＰＳ〔１〕
〜ＰＳ〔ｎ〕の全体をパスワードＰＷで暗号化しても構
わない。次に、ＣＰＵ２は、暗号化されたキーデータＰ
Ｓ’〔１〕〜ＰＳ’〔ｎ〕を記憶媒体１の領域Ｌ１に書
き込む。

【００５８】この第２の実施の態様では、第１の実施の
形態の作用に加えて、データの書き込み毎に、異なるキ
ーデータを生成する。このため、データの書き込み毎
に、異なるキーデータで暗号化され、データの秘匿性が
向上する。

【００５９】尚、読み出し処理は、図６の第１の実施の
形態と同一であるので、説明を省略する。

【００６０】図８は、本発明の第３の実施の形態の書き
込み処理フロー図、図９は、本発明の第３の実施の形態
のキーデータの説明図、図１０は、本発明の第３の実施
の形態の読み出し処理フロー図である。

【００６１】媒体の論理フォーマット時には、図２で示
した第１の実施の形態と同様にして、光ディスク１の領
域Ｌ１に、暗号化されたキーデータＰＳ’〔１〕〜Ｐ
Ｓ’〔５１２〕を格納する。但し、ここでは、各論理セ
クタ毎に、暗号化されたキーデータを格納しない。例え
ば、領域Ｌ１の大きさを４ＫＢとする。そして、パスワ
ードを８バイト／エントリとすると、図９に示すよう
に、５１２個（エントリ）のキーワードＰＳ〔１〕〜Ｐ
Ｓ〔５１２〕を生成する。そして、領域Ｌ１には、５１
２個の暗号化されたキーワードＰＳ’〔１〕〜ＰＳ’
〔５１２〕を格納する。

【００６２】図８により、書き込み処理について、説明
する。

【００６３】（Ｓ４０）論理ブロックアドレス（セクタ
番号）ＬＢＡが「Ｓ０」の位置への書き込み要求が生じ
たとする。書き込み要求する位置が、領域Ｌ１と重なら
ないようにするため、要求されたセクタ番号ＬＢＡを、
「Ｓ１」に変更する。ここでは、図４に示したように、
セクタ番号「Ｓ０」に、領域Ｌ１の大きさ「ａ」を加え
て、変更されたセクタ番号「Ｓ１」を得る。

【００６４】（Ｓ４１）ＣＰＵ２は、光ディスク１の領
域Ｌ１のデータ（暗号化されたキーデータ）を読み出し
済かを判定する。読み出し済なら、メモリ３の作業域
に、キーデータが展開されているため、ステップＳ４４
に進む。

【００６５】（Ｓ４２）ＣＰＵ２は、領域Ｌ１のデータ
が読み出し済でないなら、メモリ３の作業域に、キーデ
ータを展開する処理を行う。即ち、ＣＰＵ２は、ユーザ
ーパスワードＰＷを得る。そして、光ディスク１の領域
Ｌ１のデータＰＳ’〔１〕〜ＰＳ’〔ｎ〕を読みだす。

【００６６】（Ｓ４３）ＣＰＵ２は、領域Ｌ１のデータ
ＰＳ’〔１〕〜ＰＳ’〔ｎ〕を、パスワードＰＷで復号
化する。これにより、キーデータＰＳ〔１〕〜ＰＳ
〔ｎ〕が得られる。このキーデータＰＳ〔 〕（ＰＳ
〔１〕〜ＰＳ〔ｎ〕）を、メモリ３の作業域に格納す
る。

【００６７】（Ｓ４４）ＣＰＵ２は、要求されたセクタ
番号Ｓ０から４つの値Ｒ０、Ｒ１、Ｒ２、Ｒ３を得る。
ここでは、論理セクタ番号Ｓ０を３２ビットのビット列
と見なし、８ビットづつを１つの値Ｒ０、Ｒ１、Ｒ２、
Ｒ３に纏める。Ｒ０〜Ｒ３は、０以上２５６未満の値に
なる。そして、Ｒ０〜Ｒ３をインデックスとして、メモ
リ３の作業域のＰＳ〔 〕から乱数値（キーデータ）を
取り出す。取り出した４つの値を基に、８バイトの乱数
（キーデータ）Ｒを発生する。

【００６８】ここでは、図９に示すように、Ｒ０に対応
するキーデータＰＳ〔Ｒ０〕を取り出し、（Ｒ１＋２５
６）に対応するキーデータＰＳ〔Ｒ１＋２５６〕を取り
出す。Ｒ２に対応するキーデータＰＳ〔Ｒ２＋２５６〕
を取り出し、Ｒ３に対応するキーデータＰＳ〔Ｒ３〕を
取り出す。

【００６９】そして、下記演算式により、キーデータＲ
を演算する。

【００７０】 Ｒ＝（ＰＳ〔Ｒ０〕＊ＰＳ〔Ｒ1 ＋２５６〕） ＊（ＰＳ〔Ｒ２＋２５６〕＋ＰＳ〔Ｒ３〕） 尚、「＊」は、ＥＯＲ演算である。

【００７１】（Ｓ４５）そして、ＣＰＵ２は、書き込む
べきデータを、このキーデータＲで暗号化する。暗号化
の方法としては、周知のＤＥＳ等を用いることができ
る。ＣＰＵ２は、この暗号化されたデータを、光ディス
ク１の論理ブロックアドレスＬＢＡ（＝Ｓ１）の位置に
書き込む。

【００７２】次に、図１０により、読み出し処理を説明
する。

【００７３】（Ｓ５０）論理ブロックアドレス（セクタ
番号）ＬＢＡが「Ｓ０」の位置への読み出し要求が生じ
たとする。読み出し要求する位置が、領域Ｌ１と重なら
ないようにするため、要求されたセクタ番号ＬＢＡを、
「Ｓ１」に変更する。ここでは、図４に示したように、
セクタ番号「Ｓ０」に、領域Ｌ１の大きさ「ａ」を加え
て、変更されたセクタ番号「Ｓ１」を得る。

【００７４】（Ｓ５１）ＣＰＵ２は、光ディスク１の領
域Ｌ１のデータ（暗号化されたキーデータ）を読み出し
済かを判定する。読み出し済なら、メモリ３の作業域
に、キーデータが展開されているため、ステップＳ５４
に進む。

【００７５】（Ｓ５２）ＣＰＵ２は、領域Ｌ１のデータ
が読み出し済でないなら、メモリ３の作業域に、キーデ
ータを展開する処理を行う。即ち、ＣＰＵ２は、ユーザ
ーパスワードＰＷを得る。そして、光ディスク１の領域
Ｌ１のデータＰＳ’〔１〕〜ＰＳ’〔ｎ〕を読みだす。

【００７６】（Ｓ５３）ＣＰＵ２は、領域Ｌ１のデータ
ＰＳ’〔１〕〜ＰＳ’〔ｎ〕を、パスワードＰＷで復号
化する。これにより、キーデータＰＳ〔１〕〜ＰＳ
〔ｎ〕が得られる。このキーデータＰＳ〔 〕（ＰＳ
〔１〕〜ＰＳ〔ｎ〕）を、メモリ３の作業域に格納す
る。

【００７７】（Ｓ５４）ＣＰＵ２は、要求されたセクタ
番号Ｓ０から４つの値Ｒ０、Ｒ１、Ｒ２、Ｒ３を得る。
論理セクタ番号Ｓ０を３２ビットのビット列と見なし、
８ビットづつを１つの値Ｒ０、Ｒ１、Ｒ２、Ｒ３に纏め
る。そして、Ｒ０〜Ｒ３をインデックスとして、メモリ
３の作業域のＰＳ〔 〕から乱数値（キーデータ）を取
り出す。取り出した４つの値を基に、８バイトの乱数
（キーデータ）Ｒを発生する。

【００７８】ここでは、図９に示すように、Ｒ０に対応
するキーデータＰＳ〔Ｒ０〕を取り出し、（Ｒ１＋２５
６）に対応するキーデータＰＳ〔Ｒ１＋２５６〕を取り
出す。Ｒ２に対応するキーデータＰＳ〔Ｒ２＋２５６〕
を取り出し、Ｒ３に対応するキーデータＰＳ〔Ｒ３〕を
取り出す。

【００７９】そして、上述した演算式より、キーデータ
Ｒを演算する。

【００８０】（Ｓ５５）そして、ＣＰＵ２は、光ディス
ク１から論理ブロックアドレスＬＢＡ（＝Ｓ１）のデー
タを読みだす。更に、読みだしたデータを、このキーデ
ータＲで復号化する。復号化の方法としては、周知のＤ
ＥＳ等を用いることができる。

【００８１】この第３の実施の形態では、第１の実施の
形態に比し、光ディスク１の領域Ｌ１の大きさを小さく
できる。即ち、第１の実施の形態では、論理セクタの数
と同数のキーデータを格納する必要がある。例えば、１
セクタを２ＫＢとし、記憶容量を６００ＭＢとし、キー
データを８Ｂｙｔｅとすると、領域Ｌ１は、２．４ＭＢ
の容量が必要となる。第３の実施の形態では、５１２個
のキーデータを格納するので、領域Ｌ１は４ＫＢ程度で
済む。

【００８２】しかも、このようにしても、演算により乱
数を発生するので、セクタ毎に異なるキーデータが得ら
れる。

【００８３】図１１は、本発明の第４の実施の形態の説
明図、図１２は、本発明の第４の実施の形態の書き込み
処理フロー図である。

【００８４】この第４の実施の形態は、第３の実施の形
態に加えて、複数のユーザーパスワードを使用できる方
法を示すものである。図１１に示すように、使用者をｎ
名まで認めるため、各使用者毎に、パスワードＰＷ１〜
ＰＷｎを設定する。パスワードが８バイトであるとし
て、各使用者に対応して、８バイト（ＰＷ１の大きさ）
の領域Ｌ２〜Ｌｎと、８バイトの領域Ｃ１〜Ｃｎを、光
ディスク１に設ける。

【００８５】記憶媒体の論理フォーマットを作成する時
は、第３の実施の形態と同様に、領域Ｌ１に、乱数デー
タをユーザーパスワードＰＷ１により暗号化したものを
書き込んでおく。

【００８６】それに加えて、パスワードの検証用文字列
ＤＣ１を生成し、これをパスワードＰＷ１で暗号化した
ものを領域Ｃ１に書き込んでおく。更に、パスワードＰ
Ｗ１をＰＷ２で暗号化したものを、領域Ｌ２に書き込
み、パスワードＰＷ１をＰＷｎで暗号化したものを、領
域Ｌｎに書き込む。

【００８７】更に、パスワードＰＷ２の検証用文字列Ｄ
Ｃ２をパスワードＰＷ２で暗号化したものを、領域Ｃ２
に書き込む。以下、パスワードＰＷｎの検証用文字列Ｄ
ＣｎをパスワードＰＷｎで暗号化したものを、領域Ｃｎ
に書き込む。

【００８８】各パスワードの検証用文字列は、入力した
パスワードが正しいかを検証するものである。この検証
用文字列は、システムに特有の秘密の文字列で構成して
も良く、パスワードＰＷｉから計算される値（例えば、
パスワードＰＷｉとある特定の文字列との排他的論理
和）としても良い。

【００８９】次に、ユーザーパスワードを用いる場合の
データの書き込み、読み出し処理は、図８及び図１０に
示した第３の実施の形態と同様に行う。

【００９０】ユーザーパスワードＰＷｉ（ｉ＞１）を用
いる場合のデータの書き込みは、図１２により説明す
る。

【００９１】（Ｓ６０）論理ブロックアドレス（セクタ
番号）ＬＢＡが「Ｓ０」の位置への書き込み要求が生じ
たとする。書き込み要求する位置が、領域Ｌ１と重なら
ないようにするため、要求されたセクタ番号ＬＢＡを、
「Ｓ１」に変更する。ここでは、図４に示したように、
セクタ番号「Ｓ０」に、領域Ｌ１の大きさ「ａ」を加え
て、変更されたセクタ番号「Ｓ１」を得る。

【００９２】（Ｓ６１）ＣＰＵ２は、光ディスク１の領
域Ｌ１のデータ（暗号化されたキーデータ）を読み出し
済かを判定する。読み出し済なら、メモリ３の作業域
に、キーデータが展開されているため、ステップＳ６４
に進む。

【００９３】（Ｓ６２）領域Ｌ１のデータが読み出し済
でないなら、メモリ３の作業域に、キーデータを展開す
る処理を行う。即ち、ＣＰＵ２は、パスワードＰＷｉを
得る。そして、領域Ｌｉを読み出し、読みだしたデータ
をパスワードＰＷｉで復号化する。これにより、パスワ
ードＰＷ１を得る。

【００９４】（Ｓ６３）次に、ＣＰＵ２は、光ディスク
１の領域Ｌ１のデータＰＳ’〔１〕〜ＰＳ’〔ｎ〕を読
みだす。ＣＰＵ２は、領域Ｌ１のデータＰＳ’〔１〕〜
ＰＳ’〔ｎ〕を、パスワードＰＷ１で復号化する。これ
により、キーデータＰＳ〔１〕〜ＰＳ〔ｎ〕が得られ
る。このキーデータＰＳ〔 〕（ＰＳ〔１〕〜ＰＳ
〔ｎ〕）を、メモリ３の作業域に格納する。

【００９５】（Ｓ６４）ＣＰＵ２は、要求されたセクタ
番号Ｓ０から４つの値Ｒ０、Ｒ１、Ｒ２、Ｒ３を得る。
ここでは、論理セクタ番号Ｓ０を３２ビットのビット列
と見なし、８ビットづつを１つの値Ｒ０、Ｒ１、Ｒ２、
Ｒ３に纏める。そして、Ｒ０〜Ｒ３をインデックスとし
て、メモリ３の作業域のＰＳ〔 〕から乱数値（キーデ
ータ）を取り出す。取り出した４つの値を基に、８バイ
トの乱数（キーデータ）Ｒを発生する。

【００９６】ここでは、図９に示すように、Ｒ０に対応
するキーデータＰＳ〔Ｒ０〕を取り出し、（Ｒ１＋２５
６）に対応するキーデータＰＳ〔Ｒ１＋２５６〕を取り
出す。Ｒ２に対応するキーデータＰＳ〔Ｒ２＋２５６〕
を取り出し、Ｒ３に対応するキーデータＰＳ〔Ｒ３〕を
取り出す。

【００９７】そして、上述した演算式により、キーデー
タＲを演算する。

【００９８】（Ｓ６５）そして、ＣＰＵ２は、書き込む
べきデータを、このキーデータＲで暗号化する。暗号化
の方法としては、周知のＤＥＳ等を用いることができ
る。ＣＰＵ２は、この暗号化されたデータを、光ディス
ク１の論理ブロックアドレスＬＢＡ（＝Ｓ１）の位置に
書き込む。

【００９９】このようにして、複数のユーザーパスワー
ドを使用することができる。

【０１００】図１３は、本発明の第４の実施の形態のパ
スワード変更処理フロー図（その１）、図１４は、本発
明の第４の実施の形態のパスワード変更処理フロー図
（その２）である。

【０１０１】図１１の構成において、ユーザーパスワー
ドＰＷ１を変更する処理について、図１３により、説明
する。

【０１０２】（Ｓ７０）ＣＰＵ２は、旧パスワードＰＷ
１と新パスワードＰＷ１’を得る。

【０１０３】（Ｓ７１）ＣＰＵ２は、光ディスク１の領
域Ｌ１と領域Ｃ１を読みだす。

【０１０４】（Ｓ７２）ＣＰＵ２は、領域Ｌ１の暗号化
されたキーデータを、パスワードＰＷ１で復号化して、
キーデータＰＳ〔 〕を得る。そして、ＣＰＵ２は、領
域Ｃ１のデータをパスワードＰＷ１で復号化する。更
に、復号化された検証用文字列から、パスワードＰＷ１
の正当性を判定する。パスワードが正しくなければ、エ
ラーとする。

【０１０５】（Ｓ７３）ＣＰＵ２は、キーデータＰＳ
〔 〕を、新パスワードＰＷ１’で暗号化して、光ディ
スク１の領域Ｌ１に書き込む。

【０１０６】（Ｓ７４）次に、ＣＰＵ２は、新パスワー
ドＰＷ１’に対する検証用文字列ＤＣ１’を作成する。
そして、ＣＰＵ２は、検証用文字列ＤＣ１’を新パスワ
ードＰＷ１’で暗号化して、書き込み値Ｃ１’を得る。
更に、ＣＰＵ２は、書き込み値Ｃ１’を光ディスク１の
領域Ｃ１に書き込む。

【０１０７】このようにして、旧パスワードの正当性を
確認して、新パスワードに変更することができる。しか
も、データの再暗号化を必要としないで、パスワードの
変更ができる。この方法は、ユーザーパスワードが１つ
の場合に有効な方法である。

【０１０８】複数のユーザーパスワードを設定した場合
には、図１３の処理を実行して、新パスワードに変更し
た場合に、ユーザーパスワードＰＷ２〜ＰＷｎによるデ
ータアクセスができなくなる。複数のユーザーパスワー
ドを設定した場合にこれが不都合であるなら、パスワー
ドＰＷ１をユーザーパスワードとして使用せずに、ユー
ザーパスワードＰＷｉ（ｉ＞１）のみを、使用者のパス
ワードとして使用すれば良い。

【０１０９】このユーザーパスワードＰＷｉ（ｉ＞１）
を変更する処理を、図１４により説明する。

【０１１０】（Ｓ８０）ＣＰＵ２は、旧パスワードＰＷ
ｉと新パスワードＰＷｉ’を得る。

【０１１１】（Ｓ８１）ＣＰＵ２は、光ディスク１の領
域Ｌｉと領域Ｃｉを読みだす。

【０１１２】（Ｓ８２）ＣＰＵ２は、領域Ｌｉの暗号化
されたデータを、パスワードＰＷｉで復号化して、パス
ワードＰＷ１を得る。そして、ＣＰＵ２は、領域Ｃｉの
データをパスワードＰＷｉで復号化する。更に、復号化
された検証用文字列から、パスワードＰＷｉの正当性を
判定する。パスワードが正しくなければ、エラーとす
る。

【０１１３】（Ｓ８３）ＣＰＵ２は、パスワードＰＷ１
を、新パスワードＰＷｉ’で暗号化して、光ディスク１
の領域Ｌｉに書き込む。

【０１１４】（Ｓ８４）次に、ＣＰＵ２は、新パスワー
ドＰＷｉ’に対する検証用文字列ＤＣｉ’を作成する。
そして，ＣＰＵ２は、検証用文字列ＤＣｉ’を新パスワ
ードＰＷｉ’で暗号化して、書き込み値Ｃｉ’を得る。
更に、ＣＰＵ２は、書き込み値Ｃｉ’を光ディスク１の
領域Ｃｉに書き込む。

【０１１５】このようにして、旧パスワードＰＷｉの正
当性を確認して、パスワードＰＷｉを変更できる。この
例も、データの再暗号化を必要としないで、パスワード
の変更が可能である。

【０１１６】上述の実施の態様の他に、本発明は、次の
ような変形が可能である。

【０１１７】（1） 記憶媒体を、光磁気ディスクで説明
したが、光ディスク、磁気ディスク、ＩＣカード等他の
記憶媒体に適用できる。

【０１１８】（２） 乱数Ｒを求める演算式は、他の形
式のものも利用できる。

【０１１９】以上、本発明の実施の形態により説明した
が、本発明の主旨の範囲内で種々の変形が可能であり、
これらを本発明の範囲から排除するものではない。

【０１２０】

【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
次の効果を奏する。

【０１２１】（１） パスワードをそのまま暗号化キー
として用いるのではなく、パスワードとは、別に生成し
たキーデータを用いて、データを暗号化する。暗号文を
解析しても、暗号化されたキーデータが解読されるだけ
である。このため、パスワードやキーデータを解析しに
くい。これにより、暗号文の解析によるパスワードの解
読を防止できる。

【０１２２】（２） 又、パスワードとは、別に生成し
たキーデータを用いて、暗号化するため、１つのパスワ
ードに対し、キーデータを変えることにより、セクタ等
の記憶単位に異なるキーを付与できる。このため、論理
セクタ毎に異なるキーを用いて、暗号化でき、データの
機密性を高めることができる。

【０１２３】（３） 更に、パスワードとは、別に生成
したキーデータを用いて、暗号化するため、パスワード
を変えても、データの再暗号化が不要となる。このた
め、数百メガバイトの大容量記憶媒体でも、容易にパス
ワードの変更を実現できる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の一実施の形態のブロック図である。

【図２】本発明の第１の実施の形態の論理フォーマット
時の処理フロー図である。

【図３】本発明の第１の実施の形態の書き込み処理フロ
ー図である。

【図４】本発明の第１の実施の形態の記憶領域の説明図
である。

【図５】本発明の第１の実施の形態のキーデータの説明
図である。

【図６】本発明の第１の実施の形態の読み出し処理フロ
ー図である。

【図７】本発明の第２の実施の形態の書き込み処理フロ
ー図である。

【図８】本発明の第３の実施の形態の書き込み処理フロ
ー図である。

【図９】本発明の第３の実施の形態のキーデータの説明
図である。

【図１０】本発明の第３の実施の形態の読み出し処理フ
ロー図である。

【図１１】本発明の第４の実施の形態の説明図である。

【図１２】本発明の第４の実施の形態の書き込み処理フ
ロー図である。

【図１３】本発明の第４の実施の形態のパスワード変更
処理フロー図（その１）である。

【図１４】本発明の第４の実施の形態のパスワード変更
処理フロー図（その２）である。

【図１５】従来技術の説明図である。

【符号の説明】

１ 光ディスク（記憶媒体） ２ 制御回路（ＣＰＵ） ３ メモリ ２０ 第１の暗号化部 ２１ 第２の暗号化部 ２２ 第１の復号化部 ２３ 第２の復号化部

Claims (15)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 記憶媒体のデータを保護するための記憶
   媒体のデータ保護方法において、 キーデータを生成して、前記キーデータをパスワードに
   よって暗号化して、前記記憶媒体に書き込むステップ
   と、 前記キーデータによりデータを暗号化して、前記記憶媒
   体に書き込むステップと、 前記記憶媒体から前記暗号化されたキーデータを読みだ
   すステップと、 前記暗号化されたキーデータを前記パスワードで復号化
   するステップと、 前記復号化されたキーデータで前記記憶媒体のデータを
   復号化するステップとを有することを特徴とする記憶媒
   体のデータ保護方法。
2. 【請求項２】 請求項１の記憶媒体のデータ保護方法に
   おいて、 前記キーデータを生成するステップは、 前記記憶媒体の論理セクタ毎に、前記キーデータを生成
   するステップであることを特徴とする記憶媒体のデータ
   保護方法。
3. 【請求項３】 請求項２の記憶媒体のデータ保護方法に
   おいて、 前記キーデータを生成するステップは、 前記データの書き込み時に、前記論理セクタ毎に前記キ
   ーデータを生成するステップであることを特徴とする記
   憶媒体のデータ保護方法。
4. 【請求項４】 請求項１の記憶媒体のデータ保護方法に
   おいて、 前記キーデータを生成するステップは、予め定められた
   数のランダムデータを組み合わせて、前記キーデータを
   生成するステップであることを特徴とする記憶媒体のデ
   ータ保護方法。
5. 【請求項５】 請求項１の記憶媒体のデータ保護方法に
   おいて、 前記記憶媒体から前記暗号化されたキーデータを読み出
   した後、使用者が指定した旧パスワードにより復号化す
   るステップと、 前記復号化されたキーデータを、使用者が指定した新パ
   スワードにより暗号化した後、前記記憶媒体に暗号化し
   たキーデータを書き込むステップとを有することを特徴
   とする記憶媒体のデータ保護方法。
6. 【請求項６】 請求項１の記憶媒体のデータ保護方法に
   おいて、 前記暗号化されたキーデータを前記記憶媒体に書き込む
   ステップは、 複数のパスワードの各々で、前記キーデータを暗号化し
   て、前記各暗号化されたキーデータを前記記憶媒体に書
   き込むステップであり、 前記キーデータを復号化するステップは、 前記読みだした暗号化されたキーデータを指定されたパ
   スワードで復号化するステップであることを特徴とする
   記憶媒体のデータ保護方法。
7. 【請求項７】 請求項１の記憶媒体のデータ保護方法に
   おいて、 前記暗号化されたキーデータを前記記憶媒体に書き込む
   ステップは、 一のパスワードで、前記キーデータを暗号化して、前記
   暗号化されたキーデータを前記記憶媒体に書き込み且つ
   一のパスワードで他のパスワードを暗号化して、暗号化
   された他のパスワードを書き込むステップであり、 前記キーデータを復号化するステップは、 前記暗号化された他のパスワードを前記他のパスワード
   で復号化して、前記一のパスワードを得るステップと、 前記暗号化されたキーデータを前記一のパスワードで復
   号化するステップであることを特徴とする記憶媒体のデ
   ータ保護方法。
8. 【請求項８】 記憶媒体のデータを保護するための記憶
   媒体のデータ保護装置において、 記憶媒体と、 前記記憶媒体のデータをリード及びライトする制御回路
   とを有し、 前記制御回路は、 キーデータを生成した後、前記キーデータをパスワード
   によって暗号化して、前記記憶媒体に書き込み且つ前記
   キーデータによりデータを暗号化して、前記記憶媒体に
   書き込むライトモードと、 前記記憶媒体から前記暗号化されたキーデータを読みだ
   した後、前記暗号化されたキーデータを前記パスワード
   で復号化し、且つ前記復号化されたキーデータで前記記
   憶媒体のデータを復号化するリードモードとを有するこ
   とを特徴とする記憶媒体のデータ保護装置。
9. 【請求項９】 請求項８の記憶媒体のデータ保護装置に
   おいて、 前記記憶媒体は、論理セクタ毎にリード／ライトされる
   記憶媒体で構成され、 前記制御回路は、前記記憶媒体の論理セクタ毎に、前記
   キーデータを生成することを特徴とする記憶媒体のデー
   タ保護装置。
10. 【請求項１０】 請求項９の記憶媒体のデータ保護装置
    において、 前記制御回路は、前記データの書き込み時に、前記論理
    セクタ毎に前記キーデータを生成することを特徴とする
    記憶媒体のデータ保護装置。
11. 【請求項１１】 請求項８の記憶媒体のデータ保護装置
    において、 前記制御回路は、予め定められた数のランダムデータを
    組み合わせて、前記キーデータを生成することを特徴と
    する記憶媒体のデータ保護装置。
12. 【請求項１２】 請求項８の記憶媒体のデータ保護装置
    において、 前記制御回路は、 前記記憶媒体から前記暗号化されたキーデータを読み出
    した後、使用者が指定した旧パスワードにより復号化
    し、且つ前記復号化されたキーデータを、使用者が指定
    した新パスワードにより暗号化した後、前記記憶媒体に
    暗号化したキーデータを書き込むことを特徴とする記憶
    媒体のデータ保護装置。
13. 【請求項１３】 請求項８の記憶媒体のデータ保護装置
    において、 前記制御回路は、 複数のパスワードの各々で、前記キーデータを暗号化し
    て、前記各暗号化されたキーデータを前記記憶媒体に書
    き込むライトモードと、 前記読みだした暗号化されたキーデータを指定されたパ
    スワードで復号化するリードモードとを有することを特
    徴とする記憶媒体のデータ保護装置。
14. 【請求項１４】 請求項８の記憶媒体のデータ保護装置
    において、 前記制御回路は、 一のパスワードで、前記キーデータを暗号化して、前記
    暗号化されたキーデータを前記記憶媒体に書き込み且つ
    一のパスワードで他のパスワードを暗号化して、暗号化
    された他のパスワードを書き込むライトモードと、 前記暗号化された他のパスワードを前記他のパスワード
    で復号化して、前記一のパスワードを得た後、前記暗号
    化されたキーデータを前記一のパスワードで復号化する
    リードモードとを有することを特徴とする記憶媒体のデ
    ータ保護装置。
15. 【請求項１５】 保護されたデータを有する記憶媒体に
    おいて、 パスワードによって暗号化されたキーデータと、 前記キーデータによって暗号化されたデータとを有する
    ことを特徴とする記憶媒体。