JPS62502080A - 多重に暗号化されたキ−と一重に解読する回路モジユ−ルを使用したソフトウエア海賊行為の防止システム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるため要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 多重に暗号化されたキーと一重に 解読する回路モジュールを使用した ソフトウェア海賊行為の防止システム ［本発明の背景］ 本発明は、データ処理システムに関する。特に、ソフトウェアプログラムの海賊 行為を防止するいくつかの方法を含む、データ処理システムに関している。

基本的には、あらゆるデータ処理システムは、プログラムあるいはソフトウェア と呼ばれる−続きの命令に応じて、種々の仕事を実行するデジタルコンピュータ を含む。同じコンピュータの為に、たくさんの異なったプログラムが書かれるこ とが可能である。各々のプログラムでは、コンピュータが実行することになる特 別な仕事に従って、−続きの命令は異なるようにアレンジされている０例えば、 あるプログラムはコンピュータに在庫管理のオペレーションをするように指令す ることができるし、また別のあるプログラムはコンピュータに給料支払等のオペ レーションを指令することができる。

多くの場合、コンピュータの為に書かれたプログラムは、非常に複雑で、信子も の命令から成り、時間的にも金銭的にも、多大な投資に相当する。それ故に、ソ フトウェアがソフトウェア泥棒に盗まれるのを防止する為の、先行技術の分野で 、これまで多くの努力が払われてきた。しかしながら、ソフトウェアは通常、複 製容易な磁気テープや磁気ディスクに格納されているので、ソフトウェアなコビ ーするのは、非常にたやすいのである。従って、ソフトウェアを盗難から守ると いうことは達成困難である。

この、ソフトウェアを守るという問題は、たくさんの異なる顧客向けに、ソフト ウェアプログラムを製品として製作したり、ライセンスしている会社にとって最 も難しい。プログラムがライセンスに基づいて、いろいろな顧客に配給される時 にはいつも、その顧客は潜在的なソフトウェア海賊になる０例えば、顧客がライ センスに基づいてソフトウェアをコピーして、自分のライセンスを解消し、その 後は、ソフトウェアをコピーを流通させるという可能性がある。

また、顧客がソフトウェアをコピーして、それを第三者に配給する可能性もある 。

ソフトウェアを海賊行為から守る為に、これまで考案されてきた先行技術の一つ は、ベストに発行されたアメリカ特許第４，１８８，３９６号と第４，２７８， ８３７号に記載されている。それらの特許では、プログラムの各々のインストラ クションはＭ分化され、暗号の形で顧客に送られる。それから、プログラムをラ ンしなければならない時に、各インストラクションは、口３号化された形でコン ピュータに読み取られ、コンピュータの内部で解読され、そして実行される。

ベストのシス、ラムでは、記憶媒体上のプログラムはいつも暗号化されているた めに、解読されたプログラムはコピーすることはできない、しかし、インストラ クションは実行される前に各々解読されなければならないので、プログラムの実 行は非常に遅い。さらにプログラムは、解読をするための特別な構成のコンピュ ータでのみランする。それらのコンピュータはソフトウェア販売者だけが供給す る。そこでベストのシステムでは、典型的な場合には、ソフトウェアを買った顧 客が自分の手持ちのコンピュータ上でライセンスを受けたプログラムをランで鮒 ない場合がある。

また、別のソフトウェア保護システムの先行技術が、特許第４．４７１．１６３ 号（ドナルド、その他）に記載されている。そのシステムでは、ライセンスを受 けたプログラムを買う顧客はプログラムのロックユニットを支給される。そのロ ックユニットは、ある数に対して所定の演算を行う。プログラム自体も、そのロ ックユニットと同じ数に対して同じ計算を行うように修正されている。それから プログラムは、自分の計算結果を、ロックユニットから得られた計算結果に比較 して、二つの計算結果が等しくない場合は、プログラムがストップするようにな っている。

しかしながら、ドナルド（その他）のシステムのもつ問題は、次のことである。

つまり、ロックユニットが行う計算の結果は、回線解析装置によって読取られる 可能性のある導体上を通って、コンピュータに渡される。読み取られたあとでは 、その同じ計算結果は、プログラムされた読出専用メモリのような、いかなるメ モリによっても作ることは可能であろう、こうしてロックユニットを、プログラ ムされた読出専用メそりに取り換えるダけで、保護されたプログラムのコピーを ランすることは可岬である。

また、ドナルド（その他）のシステムは、２つの計算結果が比較されて、プログ ラムがランし始めた後では、その先はどんなチェックもできない、従って、その プログラムの一つのコピーをロックユニット付きのシステムでスタートさせるこ とができ、そして、その後、ロックユニットを取り去って、別のシステムのロッ クユニットをＢし替え、そのシステムでそのプログラムのもう一つのコピーをス タートさせることも可能である。そういうわけで、この保護システムは長時間オ ペレーションするプログラム、例えば、オペレータとの会話形式で一日中オペレ ーションするグラフィックプログラムには適当ではない。

ドナルド（その他）のシステムのもう一つの問題は次の点にある。つまり、プロ グラムライセンスを受けた顧客は、キーボードからロックユニットに入力するパ ラメータをいくつか含むキーのコピーを与えられねばならないということである 。ロックユニットは、それらのパラメータを、ラインセンスを受けたプログラム が比較する計算結果を生ずるように処理する。しかし、このキーを持つことは、 あるプログラム（プログラムＡとする）の顧客が自分のキーとプログラムをコピ ーすることを可能にし、それから、それらのコピーを別のもう一つのプログラム （プログラムＢとする）の他の顧客に与えることも可能にする。逆に、プログラ ムＢの顧客は、彼のプ′　ログラムとキーをコピーできるし、それらをプログラ ムＡの顧客に与えることもできる。

従って、ソフトウェアを保護する為のこれら先行技術の問題の全てに鑑みると、 これまで述べて籾た先行技術や他の先行技術の欠陥を克服し、ソフトウェア海賊 行為を防止する為の改良されたシステムを供給することは本発明の主要な課題で ある。

［発明の概要］ 上記の課題及び他の詰課題は本発明に係る一つのシステムによって達成され、そ のシステムでは、プロテクト（防御）されたプログラムが複数の選ばれたコンピ ュータでしかランできないようにされており、そのシステムは以下のものから成 る：複数の選ばれたコンピュータの各々に、それぞれユニークなキーと； そのキーは、Ｅｒａ　［ＥＫＩ　［ＥＦＫ　［ＫＩ　］　］　］の形式で三重に 暗号化されている。ここで、ＫＩは暗号化されていないキーで、ＥＫｌはＫｌを 使用する暗号手続Ｅである。そして、ＥＦＫは、全てのコンピュータに対して単 一の固定的なキーＦＫを使用するところの、同じ暗号化手続Ｅである： その複数のコンピュータの各々に結合されたそれぞれのモジュールと； 各コンピュータ内にあるプログラムであって、三重の暗号キーに対し、−重の解 読手続をＩｌ：ｒＫ−’を行い、その結果をメツセージＭとして前記モジュール に送ることにより、プロテクトされたプログラムの使用要求に答えるところのチ ェッカープログラムと：メッセージＭに対し一重の解読手続Ｅ　Ｋｌ”を行い、 ＥＫＩ−’　［Ｍ］をコンピュータに送り返す前記モジュール内の手段と：モジ ュールから、ＥＫＩ−’　［Ｍ］を受け取り、これに対して他の一つの一重の解 読手続ＥｒＫ−’を行ってキーに１を得るところの、チェッカープログラム内の 手段と； 保護されるプログラムについての、キーＫｌで暗号化された識別子と； 識別子を解読する為にキーＫｌを使用し、解読された識別子にょつて確認された 場合のみ、プロテクトされたプログラムの実行を続行する為の、チェッカープロ グラム内の手段。

［図面の簡単な説明］ 本発明の様々な特徴や利点が、添付の図面と共に後述の詳細な説明のところで詳 しく述べられている。

第一図は、本発明に係るソフトウェア海賊行為を防止する為のシステムを示す図 、 第二図、第二Ａ図は、第一図のシステムにおける解読チェッカープログラムの詳 細を付加的に示す図である。

［発明の詳細な説明］ さて、第一図を参照して、本発明に係るソフトウェアの盗難を防止するシステム の好適な実施例を詳細に説明する。このシステムは、ディジタルコンピュータ１ ０．複数のワークステーション１１、それからこれらのワークステーション１１ をコンピュータ１゜につなぐ入出力バス１２を含む。コンピュータ１ｏは、例え ばＧＲＡＦＴＥに　Ｃｏｍｅ　ｔのような、汎用ディジタルコンピュータのいか なるものでもよい、同様に、各々のワークステーション１１は、例えばＧＲＡＦ ＴＫ　Ｍｅｔｅｏｒのような、オペレータがコンピュータ１０．に色々なプログ ラムを実行させることを要求できるためのキーボードを持ついかなるタイプの端 末機でもよい。

第１図のシステムには、また、コンピュータｌｏ上でランするプロテクトされた ソフトウェアプログラムを格納するためのディスク１３が含まれる。それらのプ ラグラムは、プログラムＡ１プログラムＢ１プロブラムＣとして示される。各々 のプログラムは、いかなるタイプの要求された仕事をも実行するようコンピュー タ１ｏに指示できるものであり、その正確な構造は重要ではない０例えば、プロ テクトされたプログラムは、ワークステーションでオペレータと会話でき、ワー クステーションのＣＲＴスクリーン上でグラフィックイメージを回転し、ＣＲＴ スクリーン上に二つのグラフィックスイメージを分割スクリーン仕様で表示した り、あるいは、表示されている画像を特別な態様でズームしたりする。

ディスク１３はまた暗号化されたりスト１４を格納する。このリストのエントリ １４ａは、ＥＦＫ　［ＥＫｔ　［ＥＦＫ　［Ｋｌ　］　］　］という形式の、三 重に０１号化されたキーである。この式で、Ｋ１はコンピュータ１０に独自の８ １号化されていないキーである。即ち、第１図のシステムが異なる顧客の為に複 製されるそのたびに、キーに、は変えられる。

上記の式の中のεに１という用語は、キーＫｌを使用する暗号化手続Ｅを表わす 。こうして、第一図のシステムが異なった顧客の為に複製されて使用される時は 、各システムにおける暗号化手続Ｅは同じであるが、各システムのキーに、は異 なっている。

同様に、上記の式の中のＥｒｘという用語は、先に述べた暗号化手続Ｅを表わす 、しかし、この暗号化手続Ｅは単一の固定キーＦにで実行される。従って、第１ 図のシステムが異なる顧客の為に複製されて使われる時には、口■分化手続Ｅと そのキーＦＫは各システムにおいて同じものである。

第１図のシステムの全てのプロテクトされたプログラムは、またリスト１４にお いて対応する暗号化された識別子を持つ、エントリ１４ｂはプログラムＡの為の 暗号化された識別子である；エントリ１４ｃはプログラムＢの為の０８号化され た識別子である；それからエントリ１４ｄはプログラムＣの為の暗号化された識 別子である。

これら識別子の各々は、初めは手続Ｅ１にで、そしてその後は手続Ｅｌｌで暗号 化される。

ディスク１３はまた、解読チェッカープログラム１５を格納する。このプログラ ムの詳細のすべては、第２図に関連して、間もなく述べられる筈である。しかし 、普通、プログラム１５は、ワークステーション１１にいるオペレータからのコ ンピュータ１ｏに対する特別のプログラムをランせよという要求に応えて動作す る。この動作の間に、プログラム１５は要求されたプログラムが暗号化されたり スト１４に含まれているかどうかをチェックする。もし要求されたプログラムが リスト１４にあれば、その時、そのプログラムの実行は認められる。リスト１４ にない場合は、プログラムの実行はされない。

プログラム１５と共に動作するソフトウェア保護モジュール（ＳＰＭ）１６がま た、第１図のシステムに含まれる。モジュール１６は、シリアルＩ１０バス１フ を経由して、コンピュータ１ｏに結合される。動作中、に、モジュール１６はバ ス１７を経由して、コンピュータ１０からメツセージを受け取り、それからその メツセージに対して解読機能Ｅ　Ｋｌ”を行なう、そして、その結果をパス１７ を経由して、コンピュータ１ｏに送り出す。

もし第１図のシステムが異なる顧客の為に複製されるなら、モジュール１６が行 う解読ステップＥ−１は、各々のシステムにおいて同じである。しかしモジュー ル１６がそれらのステップで使用するキモジュール１６は、好ましくは、キーに 、を破壊せずにはパッケージを開けることは、不可能ではないにしても、非常に 困難であるようにパッケージ化されている。このパッケージ化は以下の方法によ って成功するはずである。つまり、Ｅｘ＋−’ｔｍ能を行うようプログラムされ ているマイクロプロセッサチップの内部にキーを組込み、そのマイクロプロセッ サチップを、ポリイミドやテフロン、あるいは梯子状高分子有機シロキサンのよ うな、非常に固くて化学的に耐える物質の中に置くという方法である。

次に、第２図を参照しながら、解読チェッカープログラム１５を詳細に記述する ことにする。ワークステーション１１のオペレータから、コンピュータ１０に対 して、プログラムＡやプログラムＢ１或いはプログラムＣをランするようにとい う要求があると、その要求に応答して、この解読チェッカープログラム１５はポ イント２゜にエンターする。プログラム１５は、リスト１４から、三重に暗号化 されたキー１４ａを読み取ることによって始まる。プログラム１　′５は、それ から、エントリ１４ａに対して一重の解読機能）：ｒｉ＋−’を行う、そして、 その結果をメツセージＭとしてモジュール１６に送る。このことは、参照番号２ １と２２それから２３によって示される。

モジュール１６は、コンピュータ１０が送ったメツセージＭを受け取って、その 情報に対して−ｍの解読機能Ｅｌ１１”を行なうことによって応答する。それか らモジュール１６は、その結果を−Ｅ　Ｉｌｌ”［Ｍ］として、コンピュータ１ ０に送り返す。このことは、第２図の参照番号２４．２５と２６で示される。

プログラム１５はモジュール１６が送った情報を受け取る。そして、暗号化され ていないキーに、を得る為に、その情報に対して一重解読機能ＥｒＫ−’を行な う、このことは参照番号２７と２８によって示される。

その後プログラム１５は、リスト１４の残りのエントリを読み取り、それらエン トリに対し、解読機能Ｅ　Ｋｌ−’とＥＦＫ−’を行なう。これらの解読動作の 結果が、ワークステーション１１が要求したプログラムの名前を、出力するので あれば、そのプログラムの実行は続行する。そうでない場合は、要求されたプロ グラムの実行は回避される。このことは参照番号２９から３３までで示される。

上述のシステムの一つの重要な特徴は次のことである。つまり、リスト１４とモ ジュール１６とは適合しているので、一対のようにもっばら一緒に働くというこ とである。かくして、ソフトウェアの海賊行為を働く恐れのある者が、プロテク トされたプログラムのコピーを作ったり、売ったりすることができないのである 。なぜなら、各々のプログラムは、特定のモジュール１６を持つシステムでだけ 、ランするようになっているからである。

上述のシステムのもう一つ重要な特徴は次のことである。即ち、コンピュータ１ ０とモジュール１６との間のバス１７上を通るメツセージのいずれも、暗号化さ れていない形のキーに、を有していないということである。そのため、ソフトウ ェア海賊行為を働く恐れのある者が、バスの上のメツセージを読み取ろうとバス １７に回線解析装置を装着しても、キーＫＩを見つけることｂ＜できなしＡ。

更に、上述のシステムのもう一つの特徴は次のことである。即ち、バス１７上を 伝達されるメツセージはどれも、暗号化されたりスト１４のどのエントリにも対 応しないということである。その結果、ソフトウェア海賊行為の恐れある者が、 バス１７に回線解析装置を装着してメツセージを記録し、後でそれらのメツセー ジをディスクに格納されているデータと比較するという方法を使っても、リスト １４のどの部分がバス１７の上を伝達されているのか限定することさえで鎗ない 。

上述のシステムの、なおもう一つの特徴は、キー’に＋　Ｊはモジュール１６の 中でだけ、　０９号化されていない形で、常に存在しているということである。

しかし、モジュール１６は、それが間けられた場合にキーＫｌが破壊されるとい う意味において、改窟防止が施されている。それゆえ、ソフトウェアの海賊行為 の恐れある者が手に入れようにも、キーの永久的なコピーはあり得ないのである 。

上述のシステムのもう一つの特徴は、このシステムがソフトウェア販売者に、自 分のプログラムを保護する為の非常に実際的な手段を提供するという事である。

これは、殆どのコンピュータはシリアルＩ１０バスを持っていて、それでもって ソフトウェア“販売者は、各々の顧客の為に、新しいバスインターフェイスでモ ジュールをデザインする必要がないからである。代わりに、各々の顧客について 、リスト１４だけがそれぞれ異なるように暗号化される必要があり、異なるキー がモジュール１６内に入れられる必要が鳥る・プログラム１５はまた、参照番号 ４０で示されるよう、に、第２のエントリポイントを持っている。許可されたプ ロプラムのいかなるものでも動いている間は、ランダムに選んだ時刻で、プログ ラム１５のこのポイントからエンターすることができる。

ポイント４０にエンターするとぎに、プログラム１５はランダムな数を生成し、 その数をモジュール１６に送る。それに応えて、モジュール１６はそのランダム な数を受け取り、ランダムな数に対して解読機能Ｅ　Ｋｌ””を行なう、そして 、その結果をコンピュータ１０に送り返す、このことは参照番号４１から４５を 通じて示されている。

解読されたランダムな数を受け取った後、プログラム１５はキーに、を得る。そ して解読されたランダムな数に対して暗号化機能ＥＫＩを行う、それから、この 結果が、ステップＳ４１で独自に生成されたところのランダムな数と照合される 。もしこれらの２つの数が等しいなら、要求されたプログラムのランは続けられ る。２つの数字が等しくない場合には、要求されたプログラムのランは終わりに される。このことは、参照番号４６から４９までで示される。

プログラム１５のこの部分の一つの特徴は、次のことである。即ち、この部分が 、プロテクトされたプログラムのラン開始後、泥棒がモジュール１．６を取り去 ることを防止することである。そのため、第１図のシステムをストップさせない 限り、泥棒は、第１図のシステムにおいて、プロテクトされたプログラムをスタ ートしたり、プロテクトされたプログラムのコピーを持つもう一つのシステムに モジュール１６を移したり、はたまた、コピーされたプログラムのランをスター トしたりすることもできない。

更に、プログラム１５の上記の部分のもう一つの特徴社次のことである。つまり 、この上記の部分によって、泥棒が、バス１７に回線解析装置を装着して、モジ ュール１６が行う応答全てをモニターし格納して、それらの応答を複製する回路 を作ることによる、モジュール１６の複製を防止することができる。ステップＳ ４２を経由して送られた数字と、ステップＳｊ６を経由して受け取られた応答と は、時間と共にいつも変化しているから、そのような企てはうまくいかないだろ う。

本発明の好適な実施例をこれまで詳細に述べてきた。しかし、さらに多くの変更 と修正が、本発明の本質と精神から離れることなく、細部にまでなされることが 可能である。

例えば、暗号ステップＥと解読ステップＥ−１についていえば、それらの細かな 実行は勿論のこと、その詳細も重要ではない、いかなる口ａ分化／解読のアルゴ リズムも、それがＥＫＩ−’　［Ｅ［［Ｋｔ　］　］＝Ｋｌという制限に合致す る限り、動作する０例えば、Ｔ暗号法１・・・［コンピュータデータの保護にお ける新次元」　（メイヤー他著、ジョン　ウィリー　アンド　サン　社刊）のな かで、多くの好適なアルゴリズムと実行化が記述されている。

もう一つの修正として、リスト１４のエントリ１４ａは、ＥＫＩ［Ｅｒに［Ｋｌ 　］　］という形式の二重にＥｌｌ１号化されたキーに置き換えることが可能で ある。こうすれば、プログラム１４におけるステップ３２２の必要性は消えてし まうだろうし、これによりプログラムはより早くランするだろう、しかし、この 速度の増大は機密度の低下というっけをまねすだろう。

さらに、もう一つの修正として、チェッカープログラム１５は、プロテクトされ たプログラム全体に亙ってスクランブルされた多くのパート（例えば、−プログ ラムＡや、プログラムＢ１そしてプログラムＣ）に分けることが可能である。

通常プロテクトされたプログラムは、チェッカープログラムよりずっと大ぎいの で、そのようなスクランブルのあと、チェッカープログラムをつきとめることは 、木質的に不可能である。従って、このことは安全性の程度を更に高める。なぜ なら、これで、ソフトウェアのｗＪＭ行為の可能な者が、チェッカープログラム をつぎとめたり、それを迂回して進むことができないからである。

多くのそのような修正が可能なので、本発明は上述の細部に限定されるのではな く、添付された請求の範囲によって画されるということが理解されよう。

ＦＩＧ、ｌ。

ＦＩＧ、２゜ アロ７°′−７Ａ　Ｉ５　モジェづし１６ＦＩＧ、　２　Ａ、Ｘ＊ｇ、 ＦＩＧ、２Ａ。

国際調査報告 ＡＮＮＥＸ　Ｔｏ　ＴＨＥ　ＩＮＴＥＲＮＡＴＩＯＮＡＬ　５ＥＡＲＣＨＲＥＰ ＯＲＴ　ＯＮ

Claims (10)

【特許請求の範囲】
1. １．プロテクトされたプログラムが選ばれだ複数のコンピユータでのみランする ことを可能にし、 Ｋ１が前記コンピユータの各々に対して独自な暗号化されていないキーであり、 ＥＫ１が前記キーＫ１を使用する暗号化手続Ｅであり、ＥＦＫが前記のコンピユ ータ全てに対して、固定の一重のキーＦＫを使用した同じ暗号化手続Ｅであると した場合に、前記のコンピユータの各々に対し、ＥＦＫ［ＥＫ１［ＥＦＫ［Ｋ１ ］］］という形式でそれぞれ三重に暗号化されたキーと、；前記複数のコンピユ ータの各々に結合されたモれぞれのモジユールと； 前記三重の暗号化されたキーに対し、一重の解読手続をＥＦＫ−１を行い、その 結果をメツセージＭとして前記モジユールに送ることにより、プロテクトされた プログラムの使用要求に答えるところの、前記コンピユータ内のチエツカープロ グラムと；前記メツセージＭに対し、一重の解読手続ＥＫ１−１を行い、ＥＫ１ −１［Ｍ］を前記コンピユータに送り返す前記モジユール内の手段と；前記モジ ユールからＥＫ１−１［Ｍ］を受け取り、これに対してもう一つの一重の解読手 続ＥＦＫ−１を行つてキーＫ１を得るところの、チエツカープログラム内の手段 と； プロテクトされたプログラムについての、前記キーＫ１で暗号化された識別子と ； キーＫ１を使用して前記識別子を解読し、解読きれた識別子によつて確認された 場合のみ、プロテクトされたプログラムの実行をすするめる為の、チエツカープ ログラム内の手段とからなるシステム。
2. ２． 前記チエツカープログラムは更に、プロテクトされたプログラムの実行を断続的 にストツプして、前記モジユールにランダムな数を送り、前記モジユールから応 答を受け取つて、前記の応答の暗号ＥＫ１が前記ランダムな数に合致する場合の み、前記のプロテクトされたプログラムの実行を続ける手段を有することを特徴 とする請求の範囲第１項記載によるシステム。
3. ３． 前記識別子は、手続ＥＦＫ−１とＥＫ１−１を経て、二重に暗号化されているこ とを特徴とする請求の範囲第２項記載によるシステム。
4. ４． 前記モジユールは、ピツトシリアルラインを経由して、前記コンピユータに結合 されているということを特徴とする請求の範囲第３項記載によるシステム。
5. ５． Ｋ１が暗号化されていないキーであり、ＥＫ１が前記キーＫ１を使用する暗号化 手続Ｅであり、ＥＦＫがもう１つのキーＦＫを使用した同じ暗号化手続Ｅである とした場合に、コンピユータに対して独自で、ＥＫ１［ＥＦＫ［Ｋ１］］という 形式で少なくとも二重に暗号化されたキーを有する前記コンピユータと；前記コ ンピユータに結合され、前記コンピユータがプロテクトされたプログラムをラン する要求に応答して、前記二重に暗号化された形式のキーを受け取つて、前記二 重に暗号化されたキーをＥＦＫ［Ｋ１］に部分的に解読するモジユールと；前記 モジユールからＥＦＫ［Ｋ１］を受け取つて、Ｋ１に解読をし終えるチエツカー プログラムと； 前記キーで暗号化された識別子と、そして；Ｋ１を使つて前記識別子を解読し、 この解読された識別子が確認された場合のみ、前記のプロテクトされたプログラ ムのランを進行させる、前記チエツカープログラム内の手段とを：有するデータ 処理システム。
6. ６． 前記チエツカープログラムは更に、前記プロテクトされたプログラムの実行を一 時的にストツプし、前記モジユールにランダムな数を送り、前記モジユールから 応答を受け、そして前記の応答の暗号ＥＫ１が前記のランダムな数に合致する場 合にのみ、前記のプロテクトされたプログラムの実行を続ける手段を有すること を特徴とする請求の範囲第５項記載によるシステム。
7. ７． 前記キーはＥＦＫ［ＥＫ１［ＥＦＫ［Ｋ１］］］という三重に暗号化された形式 で記憶媒体に格納され、 前記チエツカープログラムは、常置的に格納されているキーに対してＥＦＫ−１ を行つて、その二重に暗号化された結果を前記モジユールに送る為の手段を更に 有することを特徴とする請求の範囲第５項記載によるシステム。
8. ８． 前記識別子は、手続ＥＦＫとＥＫ１を経て、二重に暗号化されていることを特徴 とする請求の範囲第５項記載によるシステム。
9. ９． 前記モジユールは、ビツトシリアルバスにより、前記コンピユータに結合されて いることを特徴とする請求の範囲第５項記載によるシステム。
10. １０． コンピュータと、このコンピユータの為のプロテクトされたプログラムと、前記 コンピュータに結合されたモジュールとを有する型のデータ処理システムであつ て、 前記コンピユータに対してユニークに二重に暗号化されたキーと； 前記プロテクトされたプログラムを使用せよという要求を受け取つて、それに応 答して、前記の二重に暗号化されたキーを前記のモジユールに送る、前記コンピ ユータ内の手段と；前記二重に暗号化されたキーを一重に暗号化されたキーに変 換して、これを前記のコンピユータに送り返す為の、前記モジユール内の手段と ； 前記一重に暗号化されたキーを、暗号化されていないキーに解読する為の、前記 コンピユータ内の手段と；前記暗号化されていないキーを使用して、暗号化され た識別子を解読し、そして解読された識別子が予め定められた数値を持つ場合の み、前記プロテクトされたプログラムの実行を進める為の、前記コンピユータ内 の手段とを有するデータ処理システム。