JPS63128434A

JPS63128434A - ソフトウエアの保護方法

Info

Publication number: JPS63128434A
Application number: JP62250064A
Authority: JP
Inventors: アシュレシワリイ・ナラン・チャンドラ; リーム・デヴィド・カマーホード; ステイブ・リチャード・ホワイト
Original assignee: International Business Machines Corp
Current assignee: International Business Machines Corp
Priority date: 1986-11-05
Filing date: 1987-10-05
Publication date: 1988-06-01
Also published as: US4817140A; JPH0260009B2

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】以下の順序で本発明を説明する。

Ａ、産業上の利用分野Ｂ、従来技術Ｃ０発明が解決しようとする問題点り１問題点を解決するための手段Ｅ６発明の概説Ｆ、実施例Ｆｌ、序論Ｆ２．ソフトウェア保護構成（第１図、第３図）Ｆ３．
カートリッジの実施例（第２図、第５図。

第６図）Ｆ４．供給可能なソフトウェア製品の製造方法（第４図
）Ｆ５．上位計算機の実行の流れ図（第７図）Ｆ６．実行
権獲得過程の流れ図（第８図）Ｆ７．ＬＤＲ中の上位計
算機の機能（第９Ａ図）Ｆ８．ＬＤＲ中のコプロセッサ
の機能（第９Ｂ図）Ｇ０発明の効果Ａ、産業上の利用分野本発明はデータ処理の分野に関し、さらに具体的にはソ
フトウェア保護機構に関する。さらに具体的には、本発
明は、磁気ディスクもしくは他の媒体として供給される
ソフトウェアを特定の物理的に安全なコプロセッサと関
連する任意の計算機上で使用するようにその使用を制限
する機構を与える。この機構はユーザのバックアップ（
補助）コピーの作成はさまたげず、保護機能はこのよう
なバックアップ・コピーによってはそこなわれない。

Ｂ、従来技術本発明の背景技術の良好な説明は特開昭６１−７２３４
５号公報に与えられている。

米国特許第４４５８３１５号はソフトウェアがキ一番号
（第１のキー情報）とともに頒布される場合のソフトウ
ェアを保護する安全保護手順を開示している。ソフトウ
ェアを計算機上で、実行させるためには、計算機は第２
のキー情報を記憶する装置にアクセスしなければならな
い。第１と第２のキー情報が成る特定の関係にない限り
、プログラムは適切に実行されない。しかしながらこの
特許は、本発明の重要な構成部分をなすトランザクショ
ン・トークンの使用を開示しておらず、また、レコード
・キー情報に対するアクセスを制限する方法についても
開示していない。

米国特許第４１６８３９６号、第４２７８８３７号及び
第４４６５９０１号は暗号化プログラムを使用したプロ
グラム保護機構を説明している。

プログラムの各コピーは特別にあつらえられ、単一のマ
イクロプロセッサ即ち物理的に一意の単一のマイクロプ
ロセッサ上でだけ実行できるようになっている。しかし
この保護方法はソフトウェアを解読するのに必要なキー
が漏れた場合は保護を維持できないと考えられる。従っ
て、ソフトウェアを保護する実際の技法としてはこの方
法は不適である。ソフトウェアの販売者はそのソフトウ
ェアの各コピー（特注された）を、このソフトウェアを
実行するように特注されたマイクロプロセッサとともに
販売しなければならない。販売者にとっての唯一の代替
方法はユーザが所有しているマイクロプロセッサを知っ
て、ソフトウェアをこれに合うように特製することであ
る。ソフトウェアの販売者がソフトウェアを成るクラス
のマイクロプロセッサ（たとえば、すべての８０２８６
）で実行できるようにすると、保護が失われ、複製ソフ
トウェアがそのクラスのすべてのマイクロプロセッサ上
で自由に実行できるようになる。

特開昭６１−７２３４５号公報は読取り動作によってデ
ータが変更されるように、データを磁気媒体上に記録す
る方法を開示している。このような−回読取り式の磁気
記録は通常のディスク駆動装置では作成できず、通常の
パーソナル・コンピュータ・システムによってはコピー
できない。この公報に開示されてるように、計算機は物
理的及び論理的に安全なコプロセッサと関連しており、
磁気媒体として供給されるソフトウェアは少なくとも、
暗号化された重要部分を含んでいる。磁気媒体は又ソフ
トウェアの暗号化部分を解読するためにコプロセッサに
よって使用されなければならない暗号化された解読キー
を含んでいる。暗号化された解読キーを安全なコプロセ
ッサに転送する動作はデータを変更させる機構とリンク
している。

これによって、特別の手段がないときには、暗号化した
解読キーは、一度磁気媒体を読取ると転送できなくなる
。これによって−供給媒体のコピーの作成が防止される
。コプロセッサが一度、暗号化された解読キーにアクセ
スすると、コプロセッサはこれを解読することができる
。ソフトウェアの実行過程で、暗号化部分はコプロセッ
サによって解読される。これによってソフトウェアが実
行可能になることが保証されるが、ユーザは解読された
形の完全なソフトウェア・パッケージにアクセスするこ
とはできない。

この公報に説明された機構は侵害に非常に強い。

それは解読キー及びソフトウェアの保護部分が暗号化さ
れていない形でユーザにさらされることがないからであ
る。ソフトウェアの所有者は無限にバックアップ・コピ
ーを造ることが可能であるが。

これ等のバックアップ・コピーは他のパーソナル・コン
ピュータ（解読キーをすでに記憶している特定のコプロ
セッサにアクセスできないパーソナル・コンピュータ）
では使用できない、保護システムは任意のソフトウェア
作成者がこれを使用したり。

又任意のハードウェア製造者がこれを製造することがで
きるように開放されている。それは、関与する当事者間
に機密情報（キー情報）を共有する必要がなく、その方
法を公開してもその機密保全性を危うくすることがない
からである。

しかしながら−回読取り式の磁気記録はコピー保護シス
テムでは２つの欠点を有する。第１に、磁気媒体を調べ
て、計算機システムに対して模擬動作するような装置を
製造することは（費用がかかるとはいえ）常に可能であ
る。第２に、徹底した侵害者であれば、システムによる
解読キーの受取りを許可するのに使用された一回読取り
の記憶データの読取り前の状態を復元する装置をつ“く
ることが可能かも知れない、従ってこの場合は、再初期
設定媒体を使用して第２のシステムを違法に許可するこ
とができることになる。さらに、この公報のシステムは
あるシステム上では利用できない、もしくはユーザにと
っては高価過ぎるバス・スロットの使用を必要とする。

バス・スロットは。

コプロセッサが上位プロセッサのバス動作を監視して、
−回読取りの磁気記録に関する動作が見掛は上上位プロ
セッサ上のプログラムによってシミュレートされていな
いことを確認するために必要である。

Ｃ１発明が解決しようとする問題点本発明の目的は、ソフトウェアの使用を制限するための
、非常に安全で確実で経済的な保護方法を提供すること
である。

Ｄ０問題点を解決するための手段ソフトウェアは暗号化されて、解読キーと共にユーザに
与えられる。また、解読キーを保持することが許可され
た時、暗号化ソフトウェアを解読できるコプロセッサが
計算機システムに結合される。コプロセッサには、トー
クン情報（暗証情報）を記憶したトークン発生手段が結
合され、トークン発生手段から転送されるトークン情報
が所定の条件を満たす時に、例えば予測された値を持っ
た時に、コプロセッサに解読キーを保持することが許可
され、コプロセッサに解読キーを使用する権利が与えら
れる。トークン発生手段からトークン情報がコプロセッ
サに転送される時にトークン発生手段内のトークン情報
が変更され、完全な形で残らないようにされる。従って
、トークンは再使用できない、暗号化と、解読キーの使
用権を検証する１回使用のトークンとの組合せにより、
ソフトウェアの使用を有効に制限できる。

Ｄ１発明の概説本発明は、今日のソフトウェア供給方式ではユーザに、
ソフトウェア自体の外に、このソフトウェアを実行する
権利を供給しているという認識に基づいてりる。即ち、
ソフトウェアがユーザに販売される時は、ユーザはソフ
トウェア自体のみでなく、これを使用する権利を獲得す
る。しかしながら、ユーザはパーソナル・コンピュータ
によってソフトウェアを複製し、これをその（内在する
）使用権とともに他人に供給できる０本発明はソフトウ
ェアとその使用権とを分離しようとするものである。さ
らに本発明は実行権を発生する手段をソフトウェアの著
作権者もしくはその代理人の手にゆだねることを試みる
６本発明によっても、ソフトウェアの購入者は販売者か
ら受取ったソフトウェアを自由に複製できる。しかしな
がらソフトウェアの購入者はソフトウェアの使用権は複
製できない、事実波はソフトウェアを使用する単一の権
利を受取るだけである。ソフトウェアが実行可能になる
のは使用権が適切なコプロセッサ上に設置された時だけ
である（コプロセッサは、ここでは、使用権（高レベル
の特権）を制御するための支援プロセッサであり、ユー
ザがソフトウェアを実行させることを意図しているパー
ソナル・コンピュータのような上位計算機と組合される
）。ユーザが作成するかも知れないソフトウェアの他の
コピーは（上位計算機が他の適当なコプロセッサと組合
さ九た場合でも）使用権を与えられなげれば、他の上位
計算機上では実行できない。

本発明に従えば、ソフトウェアは磁気媒体（たとえばテ
ープもしくはフロッピー・ディスク）上に記録して供給
でき、もしくは他の手段（電話回線、ケーブルもしくは
同時通報伝送）によっても供給できる。ソフトウェアは
暗号部分Ｐｅと非暗号（平文）部分Ｐｃに分けられる０
分割の選択は暗号部分だけが侵害から防護されるという
了解によって、ソフトウェアの販売者によってなされる
。

ソフトウェアを暗号化するのに使用する暗号キー（アプ
リケーション・キーＡＫ又は実行権キーＲＴＥと呼ばれ
る）はソフトウェアの販売者だけに知られている。ユー
ザに与えられる保護されたソフトウェアは暗号形（ＥＡ
Ｋ）としてソフトウェア解読キー（ＡＫ）で暗号化され
る。ソフトウェア解読キー（ＡＫ）はソフトウェアの販
売者に知られていないハードウェアの販売者の暗号キー
（Ｃ８Ｋ）で暗号化される。この暗号化はコプロセッサ
によって遂行されるサービスである。また、使用権の正
当性を検証するために用いられるトークン・データもＡ
Ｋによって暗号化され、暗号化されたソフトウェア、暗
号化された解読キーと共にユーザに供給される。

ソフトウェア販売者が供給するキー（Ａ　Ｋ）は、ソフ
トウェア供給媒体もしくｉ±他の手段を介してプログラ
ムとともに暗号形でユーザに供給でき、また一般に、Ａ
Ｋを暗号化するのに使用するキーは、所与のハードウェ
ア販売者によって供給されるすべてのコプロセッサ中に
製造時に記憶されるコプロセッサ・スーパーバイザ・キ
ー（Ｃ８Ｋ）のリストから選択される。

キー（Ｃ８Ｋ）の記憶状態はソフトウェア販売者が知る
必要はないようになっている。ソフトウェアの販売者が
ソフトウェアの販売者のキーを暗号化するのに使用する
コプロセッサはユーザがソフトウェアを解読して実行す
るのに使用するのと全く同じ型のコプロセッサである。

もしくは、この目的のために特殊なプロセッサを販売す
るか、標準のプロセッサにハードウェアの製造者からの
暗号化されたメツセージを供給することによってこの機
能を遂行させることができる。これ等のオプションはこ
のような装置の製造者に柔軟性を与えるのに役立つ６同
様に、ソフトウェアの販売者の解読キーはソフトウェア
のユーザに暴露されることはなく、ハードウェアの販売
者の暗号キー（ＣＳ　Ｋ）はソフトウェアの販売者に暴
露されることはない、従って本発明のシステムは保護を
与えるのにハードウェアとソフトウェアの製造者間で情
報を共有する必要がないという性質を有する。

ソフトウェア実行の要求があった時は、暗号化された解
読キーＡＫがコプロセッサに与えられ、所定のＣ８Ｋを
用いてＡＫが解読される。しかし、コプロセッサは、解
読された解読キーＡＫを用いて直ちに暗号化ソフトウェ
アを解読実行できるわけではなく、その実行要求が正当
な使用権に基づいてなされたものであるかを検証した時
にのみ、解読キーＡＫの使用権を認められる。

このような検証を行なうために、トークン・データ（暗
証情報）を含むハードウェア・カートリッジが設けられ
、カートリッジから与えられるトークンが、先に暗号化
形でソフトウェア・パッケージの一部として与えられて
いるトークン・データ（即ち、トランザクシミン・トー
クン）と一致するかどうか調べられる。ハードウェア・
カートリッジは正当な使用権を有するユーザにソフトウ
ェア販売者から与えられるものである。

トークン・カートリッジ及びその情報内容は物理的に安
全に保持され、不法アクセスを避けることができるもの
でなければならない。本発明と直接関係ないが、この物
理的安全性を得る方法としては、不法にアクセスしよう
とする者が装置の内部構造を調べようとして装置を破壊
したり又はプローブ等を挿入したときこれを検出して記
憶データを破壊する方法が提案されており、トークン・
カートリッジ及びコプロセッサの物理的保護手段として
このような技術を使用することができる。

トークンは単一の、連続的に電力が供給される集積回路
チップとして具体化できるので、この場合は追加の物理
的な機密保持手段は必要でない。たとえトークンの物理
的安全性が破られても、暗号キーが暴露されることなく
、単一の関連ソフトウェア・パッケージを再供給すれば
よい。

ハードウェア・カートリッジがコプロセッサの証拠呈示
要求に答えられる時にだけ、ソフトウェアの解読キーが
有効になる。カートリッジは平文形でトークン・データ
を記憶しているので、ハードウェア・カートリッジは物
理的、論理的に安全でなければならない。コプロセッサ
のハードウェア・カートリッジに対する証拠呈示要求は
照会の形をなし、ハードウェア・カートリッジは照会に
対して、照会とトークン・データの関数である返答を戻
すことによって応答する。この関数は未使用のトークン
の振舞いを再現できるほどトークン・データを十分に開
示しないように選択される。このような関数の例は照会
の内容に基づいて、トークンの内容の５０％を選択する
ものである。ハードウェア・カートリッジが応答を発生
する時、記憶していたすべての平文のトークン・データ
は重ね書きされるか、破壊される。照会／応答過程の結
果、コプロセッサは平文のトークン・データの選択され
た一部もしくは変形部分を受取る。従って、コプロセッ
サとハードウェア・カートリッジ間の通信経路が安全で
ない場合でも、トランザクションをモニタする（たとえ
ば照会及び応答をコピーする）者はカートリッジの振舞
いをシミュレートするのに十分な情報が与えられない。

コプロセッサは平文のトークン・データの選択された部
分もしくは変形を受取るだけであるが、コプロセッサは
照会データと平文のトークン・データ（暗号化トークン
・データを解読したもの）の両方を手元に有するから、
コプロセッサはその応答が真正なカートリッジを識別す
るものであるかどうかを判断するのに必要なすべての情
報を有する。

コプロセッサとハードウェア・カートリッジ間の通信経
路は直接（ハードウェア・カートリッジをコプロセッサ
のボートに結合することによって）もしくは間接（許可
さるべき上位計算機もしくはプロセッサを介して）に接
続される。

適切な照会の好ましい例は指定されたビット長の乱数で
ある。この照会はハードウェア・カートリッジへ入力さ
れ、ハードウェア・カートリッジ中に記憶されている平
文のトークン・データの別個の排他的部分を選択するの
に使用される。簡単な例では、照会は２進数であり、平
文のトークン・データが２つの部分に分かれている場合
には、照会の各ビットが第１の部分もしくは第２の部分
から１ビツトを選択するのに使用できる６選択されたビ
ットが応答の１ビツトを構成し、これと同時に、選択さ
れたビット及び選択されないビットは重ね書きされるか
消去される。従ってこの例では照会のビット長は平文の
トークン・データのビット長の半分に等しい。コプロセ
ッサとハードウェア・カートリッジ間の通信経路は安全
ではないので、侵害者が照会と応答をコピーすることが
想定できる。しかし侵害者は他のコプロセッサが発生す
る照会を制御できないので、彼が知り得る応答は真正な
ハードウェア・カートリッジの効果をシミュレートする
には不十分である。

ハードウェア・カートリッジは１回だけ解読キーの使用
を許可できるように構成されている。このことはユーザ
がソフトウェア解読キーＡＫを単一のコプロセッサに転
送できることを保証している。ユーザは自由にソフトウ
ェア媒体をバックアップできるが、保護されたプログラ
ムはソフトウェア解読キーを含むコプロセッサと協働し
てしか実行できない。コプロセッサは物理的及び論理的
に安全であるから、記憶されているソフトウェアの解読
キーはコピーできない、転送トークンを含むハードウェ
ア・カートリッジは、物理的及び論理的に安全であるか
ら、これはコピーできない。

又ソフトウェア暗号キーの転送動作はトークン情報内容
を変更もしくは破壊するので、この過程は一回限り実行
されるだけである。

コプロセッサを機密情報（Ａ　Ｋ）の信頼できる受取人
とみなした場合には、トークンは他の者がメツセージ（
Ａ　Ｋ）を不正に受取らないようにする、封筒の封ろう
にたとえることができる。トークンは従って販売者のソ
フトウェアを実行できる全コプロセッサに対するソフト
ウェア販売者による管理を与えるものである。従来の技
術に欠けていて、ソフトウェアの侵害を許したのはこの
管理である。

Ｆ、実施例Ｆｌ、序論説明のため、上位計算機もしくはワーク・ステーション
はＩＢＭパーソナル・コンピュータ（ＰＣ）であるもの
とする。その動作については１９８１年刊ＩＢＭパーソ
ナル・コンピュータ技術マニュアル（Ｉ　Ｂ　Ｍ　Ｐｅ
ｒｓｏｎａｌ　Ｃｏｍｐｕｔｅｒ　Ｔｅｃｈｎｉｃａｌ
Ｒｅｆｅｒｅｎｃｅ　Ｍａｎｕａｌ、１９８１）に説明
されている。上位ディスク・オペレーティング・システ
ム（ＤＯ８）はＩＢＭ　　ＰＣＤＯ８であるものとする
。この仮定は単に説明を明確にするためのものであり、
他のシステムでも同様に実施できる。

本発明に従うソフトウェア保護システムは２つの部分、
即ち上位計算機の中に設置されるか、又はこれに結合さ
れるハードウェア特権支援システム（コプロセッサ）及
びソフトウェアを販売者からユーザに供給するのに使用
されるソフトウェア記録媒体（磁性もしくは他の）より
成る。ソフトウェアが磁気媒体（プロッピー・ディスク
もしくはテープ）によって頒布される時には販売もしく
はリリースされるように準備される媒体は次の部分より
成る（第３図参照）。

（１）ソフトウェア販売者によって選択されるキーＡＫ
によって暗号化される少なくとも１つのプログラム・フ
ァイルより成るアプリケーション・プログラム。

（２）暗号化したソフトウェアを、実行可能にする、暗
号化形ＥＡＫで与えられた解読キーＡＫ、ここでＡＫの
暗号化はハードウェアの販売者の（秘密の）暗号キーＣ
５Ｋによって行われる。

（３）同じソフトウェア販売者のキー（ＡＫ）によって
暗号化された、暗号形トークン・データＥＴＤ。

以下説明するように、ソフトウェア解読キーの暗号化は
コプロセッサの使用によって遂行される。

このプロセッサはすべての点でユーザＰＣと関連して動
作するコプロセッサと同じである。ソフトウェアの販売
者はその中に記憶されている情報（ハードウェアの販売
者の暗号キーＣ３Ｋ）にアクセスできない。

以下説明するように、ソフトウェアは上位計算機に転送
される情報のパッケージが上述の３つの項目を含む限り
、通信リンクを介しても供給できる。

本発明の特徴は、コプロセッサがソフトウェアを実行す
る許可を受取らない限り、ソフトウェアを実行できない
ことである。もし侵害者がコプロセッサに結合されたシ
ステム上で実行しようとした場合は、ソフトウェア暗号
キーを供給媒体からコプロセッサの持久メモリに転送し
なければならない。しかしながら、以下に説明するよう
に、この転送には一回しか使用できないハードウェア・
カートリッジからのトークン・データが必要である。八
−ドウエア・カートリッジは複製もしくは偽造が困難な
ように構成されている。適切なトークン・カートリッジ
がない場合には、コプロセッサは保護されたプログラム
を実行するのに必要なＡＫを受取ることはできない。ま
た、もし侵害者がコプロセッサを用いないシステム上で
実行しようとした場合は、暗号化されたアプリケーショ
ン・プログラムの部分を解読しなければならない。しか
しこれは、先ず不可能なことである。しかも、コプロセ
ッサを装備したシステムには２つのプロセッサがあるの
で、このようなアプリケーション・プログラムは通常、
２つのプロセッサ上で同時に動作するように、もしくは
コプロセッサ上の特別の機構を使用するように書かれる
であろう。従って、仮にこのような解読を達成できたと
しても、ソフトウェアはコプロセッサなしで実行できる
ように大巾に書直さない限り依然後に立たない。

コプロセッサ自体は計算システムである。コプロセッサ
はそれ自身のプロセッサ、ファームウェア及び読取り専
用メモリ（ＲＯＭ）　、実時間クロック及びＲＡＭを有
する。コプロセッサはメモリ及びＩ１０アドレス・スペ
ース中にマツプされるアダプタ・カード・セットとして
パーソナル・コンピュータ中に設置されるか、単に工／
○ポートを介してパーソナル・コンピュータに結合でき
る。

しかし、コプロセッサのメモリの一部しかＰＣによって
アドレスできないようにすることが必要である。又ＰＣ
によってアドレスできないコプロセッサのメモリの部分
はユーザにとって物理的にアクセス不能でなければなら
ない。コプロセッサがアプリケーション・ソフトウェア
の暗号化部分を解読して実行するのはこのメモリである
。

プロセッサ・メモリ（ＲＡＭ及びＲＯＭ）及びポート・
アドレス・レジスタ（ない場合もある）の外に、コプロ
セッサは（電池で支援された０ＭＯ８ＲＡＭもしくはＥ
ＥＰＲＯＭ（７）ような）ＲＯＭ及び持久メモリ装置を
含む物理的及び論理的に安全なメモリ・スペースを有す
る。

ＲＯＭはシステム・ファームウェアを含む。ファームウ
ェアはモニタの形をなし、その指令はＰＣがコプロセッ
サから要求できるサービスである。

このようなサービスの完備したセットは最小限法のもの
を含む。

（１）実行権の獲得（ＡＲＥ）（２）アプリケーションのロード、解読及び実行（ＬＤ
Ｒ）持久ＲＡＭ装置はアプリケーション・ソフトウェアの解
読キーＡＫＩ、ＡＫ２等がすべてのＣ８Ｋとともに記憶
される安全な持久メモリとしてコプロセッサによって使
用される。

コプロセッサは少なくとも２つのレベルの特権を有し、
ＡＫを記憶するのに使用するメモリはユーザから適切に
安全に保護されている。このことが必要なのは、ユーザ
がソフトウェアの書き手になりうるあるからである。も
し１人の著作権者のために実行されるソフトウェアが他
の著作権者のＡＫを読取ることができると、このユーザ
／著作権者は他の著作権者のＡＫを取出して、その保護
されたソフトウェアを解読できることになる。ＡＫの設
置、使用及びこれへのアクセスの管理はシステムに対す
る高位の特権レベルの重要な機能であることは明らかで
あろう。

コプロセッサ上で解読及び実行されるすべてのアプリケ
ーション・ソフトウェアは、持久ＲＡＭのアクセス並び
に保護ソフトウェアのロード、解読及び開始を制御する
ＲＯＭ常駐ファームウェアよりも低い特権レベルにある
。

上述したように、コプロセッサは物理的及び論理的に安
全でなければならない。この安全性はユーザが論理アナ
ライザもしくは他のディジタル制御兼記録装置を適用し
て、安全なメモリ・スペースの内容の記録し従って、Ａ
Ｋもしくは解読ソフトウェアを獲得するのを防止するた
めに必要である。

ＰＣ即ち個人のワーク・ステーションは単一バス・マイ
クロ・プロセッサ・システムである。ＩＢＭ　　ＰＣは
このクラスの機械の代表的なものである。このようなシ
ステムは（中間にソケットを有する伝送線の配列でよい
）バスを、論理的に分離したサブシステム間の通信媒体
として使用している。サブシステムの一部は、バスを支
援する同一パッケージ素子（この場合はシステム・ボー
ドと呼ばれる印刷回路ボード）上に存在し得る。システ
ムの機能にとって必要である。もしくはシステムの機能
の拡張を与えるサブシステムはソケットによってバスに
取付けられる。

Ｆ２．ソフトウェア保護構成第１図の上位計算機と記されている領域におけるサブシ
ステムの集合は普通のほぼ最小構成のＰＣの例である。

ＰＣＣＰＵ４は単一チップのマイクロプロセッサ及び１
群の支援チップより成る。

ＰＣＣＰＵ４はクロックと呼ばれる周期的信号が与えら
れ、支援チップによってバスに接続されている。マイク
ロ・プロセッサは通常これ以上の支援が与えられるが、
すべての支援はメモリからの命令のフェッチ（取出し）
、サブシステムのある選択された素子（たとえばＲＡＭ
）からのデータのフェッチ、命令の実行、及び必要な時
に、システムの選択された素子に実行結果を記憶すると
いう繰返しサイクルを実行することを目的としている。

ＣＰＵ４には直接メモリ・アクセス（ＤＭＡ）と呼ばれ
る支援が与えられている。ＤＭＡは、データを１つのア
ドレス可能素子から他のアドレス可能素子へ移動するこ
とを含むタスクをマイクロプロセッサから開放する。

マイクロプロセッサは遂行されるバスの動作のタイプ（
フェッチ、記憶等）、及び選択される素子のタイプを制
御する。これによってバス中の制御線はその役割を主張
する（バス定義と呼ばれるプロトコールに従って適切な
電位に変更される）。

これ等の手段によってマイクロプロセッサは命令の集合
（プログラム）を得て、データの集合に対して命令を実
行し、命令実行の結果としてシステムの他の素子中に記
憶されているデータを変更することができる。

ＲＡＭ６はＣＰＵ４によってデータがフェッチされ、書
込まれるサブシステムである。これはある他のソースか
らロードされるデータ及び命令を記憶するのに使用する
サブシステムである。ＲＡＭ６に意味のある内容がある
時は、この内容はＣＰＵ４によってこれに書込まれたも
のである。計算機の電力がオンになった時点では、ＲＡ
Ｍ６の内容は実用的な目的にとっては、意味のないもの
である。

ＲＯＭ８はデータがフェッチだけできるサブシステムで
ある。これは計算機の有用な動作を開始するのに必要な
、及び残りのサブシステムの制御に有用なプログラムの
集合を含んでいる。

残りのサブシステムである。端末制御ユニット９、表示
装置１１、手動入力装置１３、ディスク・システム制御
ユニット１５、ディスク駆動装置１７及びＩ１０ポート
１９はアドレス可能な素子と、人間の感覚にうったえ、
人間の動作によって影響を与えられ、磁気媒体を操作し
て磁気媒体上の磁気ドメイン間の境界を形成し、感知す
ることを含む読取り及び書込み動作を遂行する機械的、
光学的もしくは電気磁気（もしくは他の）素子を有する
もしくは支援するものとして特徴付けられる。

アドレス可能な素子のあるものの内容はサブシステムの
、機械的、光学的及び電子磁気的装置の動作を制御し、
他のアドレス可能な素子の内容は機械的、光学的もしく
は電子磁気的素子によって制御される。従って、これ等
の装置によって、計算システムはユーザ並びに磁気及び
他の媒体と相互作用をすることが可能になる。ユーザと
相互作用するのに必要な素子を与えるサブシステムは端
末制御サブシステムと呼ばれる。磁気媒体上に読取り及
び書込み動作を可能とする普通の形式のサブシステムは
ディスク制御システムと呼ばれる。

電力上昇時に、マイクロプロセッサはメモリの一定位置
からの命令フェッチを実行する。このアドレスはＲＯＭ
８によって占有されているものである。この位置にある
命令はシステムが使用可能であるかどうかをテストして
初期設定する効果を有するプログラムへのジャンプであ
る。システムの初期設定プログラムの１つによってディ
スク・オペレーティング・システムと呼ばれるプログラ
ムがディスクから読取って実行する。このプログラム（
ＤＯ８）は端末制御システムの使用によってユーザから
コマンドを受取ることが可能である。

これ等のコマンドはユーザが選択したプログラムによっ
てシステム上での実行を可能にする。この動作はこのプ
ログラムが存在するファイルの名前を（手動入力装置を
使用して）ＤＯＳプログラムに知らせることによって行
われる。

第１図の１５で示したサブシステムの集合は最小構成の
コプロセッサ・システムの例である。このハードウェア
の素子は２つの部分から成るものと考えることができる
。１つの部分（１５４）はハードウェアがＰＣと通信で
きるようにするアドレス可能な素子を含み、（ユーザと
上位計算機の間のように）コマンドとデータが交換でき
るようになっている。他の部分はＰＣとの通信とは直接
関係ないコプロセッサＣＰＵ１５０、ＲＡＭ１５１、Ｒ
ＯＭ１５２、実時間クロック１５６及び持久ＲＡＭ１５
３を含んでいる。

持久ＲＡＭ１５３はＥＥＰＲＯＭ、電池支援ＣＭＯ８Ｒ
ＡＭもしくはその記憶内容を消去できる他の技術によっ
て具体化される。

持久性と消去可能性という性質の組合せが必要なのは、
ソフトウェア・キー（Ａ　Ｋ）とコプロセッサ・スーパ
ーバイザ・キー（Ｃ８Ｋ）の記憶を維持できるが、侵入
検出システム１５５が何らかの物理的侵入又は破壊を検
出した時に記憶を消去できるようにするためである。本
発明と直接関係ないが、このような検出システムはコプ
ロセッサの物理的保護を与えるものである。

実時間クロック１５６は特殊カウンタを含むサブシステ
ムである。これには、持久メモリ及び侵入検出シス与ム
に電力を供給するのに使用したものと同じ電池によって
電力が供給される。この電池は計算システムがオフにな
った時にカウンタ及びその支援チップに電力を供給する
。カウンタはその支援チップによって発生されたクロッ
ク信号に応答してそのレジスタをインクレメントし、そ
のレジスタがコプロセッサの製造者によって初期設定さ
れて以来の経過時間が反映される。従って。

もしレジスタが（標準）時刻に初期設定されると、その
内容は時刻を反映することになる。実時間クロックのレ
ジスタはＣＰＵ１５０によって読取ることができる。

第１図は本発明に従って供給されるソフトウェアが実行
されるＰＣ及び関連コプロセッサの構造を示す。ここで
の説明のためには、ソフトウェアはフロッピーディスク
のような磁気媒体によって供給されるものと仮定するが
、説明が進むにつれて、ソフトウェアは任意の通常の技
術によっても供給できることが明らかになろう、特開昭
６１−７２３４５号公報に開示されている発明に従えば
。

支援ハードウェアは上位電算機とその内部バスによって
通信するが、本発明の１つの特徴はコプロセッサがＰＣ
に通信ポートを介して結合でき、コプロセッサが都合よ
くポータプルにできる点にある。動作の説明はこのよう
な構造を使用してなされるが、本発明はコプロセッサが
内部バスによってＰＣと通信する時でも使用できること
は明らかであろう。

コプロセッサ１５は特開昭６１−７２３４５号の支援バ
ードアエアと共通した特徴を有する。具体的にいうと、
コプロセッサは各ソフトウェアの販売者にユーザよりも
高位の特権レベルを与えるが、同時に、どのソフトウェ
ア販売者に対しても、他の販売者の特権情報へのアクセ
スを与えない。

コプロセッサ上で解読及び実行されるすべてのアプリケ
ーション・ソフトウェアは２つの特権レベルのうちの下
のレベルにあり、ＲＯＭ常駐ファームウェア中で具体化
される高位の特権レベルが持久ＲＡＭ１５３へのアクセ
ス、ローディング、解読及び実行動作を制御する。コプ
ロセッサのこの構造はソフトウェアの販売者が、コプロ
セッサ上で実行してファームウェア及び持久メモリ（解
読キーを含む）にアクセスし、その情報を上位計算機１
０に利用可能にするモニタを設計するのを防止する。

従って、コプロセッサ１５はＲＡＭ　１５１にアクセス
する第１即ち低位の特権レベルを有する。

上述のようにＲＡＭ１５１はユーザもしくは上位電算機
１０あるいはその両方から安全に保護されている。第１
の特権レベルは保護ソフトウェアを実行するために第１
のレベルの動作命令を含む。

しかしながらコプロセッサ１５は第２のレベルの安全メ
モリ及び第２のレベルの動作命令を含む第２の特権レベ
ルを定義している。第２のレベルの安全メモリは持久Ｒ
ＡＭ１５３によって表わされ。

第２のレベルの動作命令はＲＯＭ１５２中に定義されて
いる。第２の特権レベルはユーザ及び任意のソフトウェ
アの著作権者に対して機密を保持している。実行権の獲
得に関与し、従ってこれに先行する手順を制御するのは
コプロセッサ１５の第２の特権レベルである。同じ第２
の特権レベルは保護されたソフトウェアの実行を要求す
るユーザに応答し、保護ソフトウェアのローデング及び
解読を与え、第２の特権レベルがこのような実行が許可
されていると判定した場合にのみ第１の特権レベルの動
作を開始して保護ソフトウェアを実行させる。

本発明に従い、保護されたソフトウェアに関する動作に
は２つのモードが存在する。実行権獲得（ＡＲＥ）と呼
ばれる第１のモードはコプロセッサが保護アプリケーシ
ョンを実行することを許可するのに必要とされる。各コ
プロセッサは各アプリケーションに対してＡＲＥ　トラ
ンザクションを遂行することによって多くのソフトウェ
アを実行するように許可される。従って、装置が許可さ
れているソフトウェア・パッケージを実行する時は、ロ
ード、解読及び実行（ＬＤＲ）モードで動作する。

第３図は本発明に従い使用されるソフトウェア構造を示
す。第３図に示されたような、３つのファイルが一体と
して（磁気媒体上でもしくは通信リンクを介して）供給
される。第１のファイルは暗号化されたソフトウェア解
読キーＥＡＫである。

第２のファイルは平文ソフトウェア（部分１）及び保護
即ち暗号化されたソフトウェア（部分２）（ＥＡＫ　（
ソフトウェア、部分２））を含むソフトウェアである。

最後のファイルは暗号化されたトークン・データ、ＥＡ
Ｋ　（トークン・データ）である。暗号化ソフトウェア
及び暗号化トークン・データは共通のキー（ＡＫ）を使
用して暗号化され、これ等の各々が解読キー（ＡＫ）を
使用して解読されるようになっているが、このソフトウ
ェア解読キーは異なるキー（ＣＳ　Ｋ）で暗号化される
ようになっている。ハードウェアの販売者のキー（Ｃ５
Ｋ）は以下説明するようにソフトウェアの販売者のキー
から秘密に保持することができる。

特開昭６１−７２３４５号公報に開示されている発明に
従えば、゛公開キーゝ暗号システムを使用するキーの対
がソフトウェアキーの暗号化及び解読に使用されなけれ
ばならないが１本発明の１つの特徴は暗号化及び解読に
同じキーを使用するＤＥＳもしくは他の対称キー・シス
テムを含む任意の適切な安全保護暗号システムが使用で
きる点にある。

説明上、第３図の３つのファイルはディスク駆動装置１
７（第１図）にロードされるフロッピー・ディスク中に
含まれているものとする。コプロセッサを初期設定する
ために、トークン・カートリッジ２０がコプロセッサ１
５もしくは上位計算機（ＰＣ）１０に結合される。カー
トリッジ２０は以下説明するように独自の特徴を有する
メモリ装置中に記憶されたトークン・データを含む。こ
こでは、カートリッジ２０は一回限り使用できるように
なっていると述べるだけで十分である。カートリッジ２
ｏを使用すると、その内容が変り、その本来の目的に使
用できなくなる。

（保護された）ソフトウェアを使用するためには、コプ
ロセッサ１５にはアプリケーションの暗号部分を実行可
能にするのに必要な解読キーが与えられなければならな
い。このキーはその転送機構が再使用もしくは複製され
ないようにしてソフトウェアの所有者のコプロセッサ１
５に転送されなければならない。この転送は未使用のト
ークン・カートリッジを使用して、解読キーを効果的に
コプロセッサ１５の持久メモリに転送することによって
達成される。ここで「未使用」とはソフトウェアの著作
権者によって供給されるトークン・カートリッジの内容
がこの時点以前に絶対に読取られていないということを
意味している。トークンは以下説明する理由で偽造が困
難であり、転送トランザクション中に効果的に消去でき
る。トークンはプログラムに関連する暗号化ファイル中
にリストされている（もしくは以下説明されるように他
のソースによって与えられる）ので、コプロセッサ１５
が識別できる情報内容を有する。このリストはトークン
がソフトウェアの著作権者によって与えられたことの証
拠になる。このことはソフトウェアの販売者がアプリケ
ーションの保護部分を暗号化するのに使用したのと同じ
キー（ＡＫ）によってこの情報が暗号化されているとい
う事実によってコプロセッサ１５に確認される。

転送トークンを記憶するカートリッジ２０はコプロセッ
サのＩ１０装置１５４に直接結合されるか（図示されず
）、ｐｃのＩ１０装置１９にこの目的のために与えられ
たコネクタを介して結合される（図示されている）。カ
ートリッジ２０へのコネクタは露出していて、従ってユ
ーザによってモニタできるから、コネクタを使用するト
ランザクションはデータの一部が暴露される場合でも。

偽造が困難なものでなければならない。この性質を与え
るために、各トランザクションは一意的で、コプロセッ
サによって検証可能なものでなければならない。

カートリッジ２０は物理的及び論理的に安全である。物
理的安全性は多くの方法によって与えることができる。

その１つは先に述べたように、物理的侵入又は破壊を検
出して記憶データを破壊する方法である。物理的安全性
を与える好ましい方法はトークンの回路を単一の集積回
路チップとして具体化することである。カートリッジ２
０は前に使用したことがないという検証及びその真正さ
の検証が可能なように振舞うメモリを含む。この２つの
検証はコプロセッサによって、解読キーＡＫが将来の使
用のために受取られる前に必要とされる。以下説明する
ように、カートリッジ２ｏはそのコネクタ及びプロトコ
ルが標準化される限り第３者のソースによって製造でき
る。その情報の内容はソフトウェアの著作権者もしくは
著作権者の代理人によって決定され、ロードされなけれ
ばならない。データはカートリッジからコプロセッサに
照会／応答プロトコルを使用して転送される。

照会は乱数であり、これとトークン・データとの組合せ
によってトークン応答を判断する。コプロセッサ１５及
びカートリッジ２０間の安全でない経路上を通過するア
クセス可能な情報は乱数とカートリッジの応答であるか
ら、そのどれもトークン・データを暴露することはない
。コプロセッサはトークン・データのコピーにアクセス
できる（たとえばソフトウェア供給媒体からの暗号化ト
ークン・データを解読することによって）。従ってコプ
ロセッサは正しい応答を独立に決定でき、従ってカート
リッジ２０からの実際の応答とそれ自身の独立に決定し
た正しい応答とを比較できる。

従ってランダムな照会と実際の応答だけが暴露される。

応答を得るのに必要な完全なトークン情報は露顕されな
い。カートリッジ２０がその応答を発生すると同時に、
カートリッジはその内容を変更し、カートリッジは再使
用できなくなる。この動作は読取り動作時に通常のメモ
リのようには振舞わないメモリ領域をカートリッジ２０
中に与えることによって達成される（カートリッジ２０
のための適切なアーキテクチャのブロック図は第２図に
示されている）。後で詳しく説明するが、簡単に説明す
ると、カートリッジ２０は少なくとも２つのメモリ・セ
グメントを含み、この両方にはあたかもこれ等が通常の
直列入力シフト・レジスタであるかのように書込むこと
ができる。しかしながら読取りを遂行する時には、領域
のアクセスが制御される。読取り中に、雨メモリ・セグ
メントがイネーブルされ、通常の直列出力シフト・し　
、ジスタのように出力にデータを発生する。両出力はマ
ルチプレクサは送られる。マルチプレクサは２つ（もし
くはそれ以上）のセグメントのデータのうちのいずれを
コネクタ（従ってコプロセッサ）に指向させるかを、コ
プロセッサの乱数によって駆動される制御線の状態によ
って選択する。カートリッジのメモリ領域が読出される
時に両セグメントの内容は消去される。これによって、
コプロセッサとトークン・カートリッジ間のトランザク
ションを傍受する侵害者はカートリッジの情報内容の１
部を得るだけであることが保証される。このトークン情
報のこの暴露部分は、コプロセッサにとっては、これが
コプロセッサにソフトウェア・パッケージの使用を許可
できる有効なトークンであることを検証するのに十分で
あるが、侵害者にその元の内容を再構成させて、他のコ
プロセッサをだまして正当に所有していないキーを受取
らせるには不十分である。

上述のカートリッジ２０の実施例では、２つのシフト・
レジスタが使用され、従って読取り中にはメモリの内容
の選択された５０％が暴露される。

代替実施例としては、より多くの（３つ以上の）メモリ
・セグメントを用いて、その中から１つを選択するよう
にすることもできる。これ等の代替実施例はコストと安
全性に関するトレード・オフを与える。

この読取り動作中に、カートリッジ２０の内容の１部が
コプロセッサ２０に転送される。選択される部分はコプ
ロセッサによって発生される乱数によって決定される。

次にこの乱数とカートリッジ２ｏからの応答はともにコ
プロセッサ中に記憶される６次にこの情報がソフトウェ
ア供給媒体から同じくコプロセッサに転送されるトーク
ン・データ（第３図、ファイル３）と比較される。トー
クン・データと予想したトークン・データが一致しない
場合にはトークン・カートリッジが偽造されたことの証
拠として受取られ、将来使用するための解読キーがコプ
ロセッサによって拒否される。

勿論将来使用するための解読キーが受取られた時にだけ
、保護されたソフトウェアが実行できる。

Ｆ３．カートリッジの実施例第２図はカートリッジ２０の１実施例のブロック図であ
る。この実施例では、トークン装置はコストと物理的安
全性のために単一のシリコンＣＭＯ８集積回路チップ２
５として具体化されている。

このチップは適切にパッケージされていて、データ記憶
素子１２０，２２０には電池２６によって連続的に電力
が供給される。ＣＭＯ８集積回路は非常に小さな静的電
力しか必要としないように構成できるのでこれ等のレジ
スタに記憶されているデータは、読取られなければ略電
池の寿命と同じ時間保持される。以下説明するように、
データを読取る場合には、読取りを行うのに必要な他の
部品には外部電力線及び接地線２７によって外部ソース
から電力が供給される。第２図に示したように、カート
リッジ２０はクロック線、選択線、データ入力線、デー
タ出力線、外部電力線及び外部接地線を有するコネクタ
２３を介してコプロセッサもしくは上位計算機に結合さ
れる。カートリッジ２０は直列入力、左方シフト形のシ
フト・レジスタ１２０．２２０より成る２つのメモリ・
セグメントを含む、第１のセグメントはセル１２１−１
２ｎを含み、第２のセグメントはセル２２１−２２ｎを
含む。この種類のシフト・レジスタはその最も左のセル
中に記憶されているビットの状態がその出力線（Ｄｉ、
Ｄ２）の状態に反映されるという性質を有する。これ等
のシフトレジスタはクロック・パルスの立下り縁がクロ
ック線（Ｃ１、Ｃ２）に印加される時に各セルの状態が
その直ぐ右のセルの状態に変り、レジスタ中のビット・
パターンが左にシフトされるようになっている。

最も右のセル（１２ｎ、２２ｎ）の場合にはクロック・
パルスの立下り縁はこれ等のセルをデータ入力線（Ｄ３
．Ｄ４）の状態を占めるようにする。

セルは、データ・ビットを２つのデータ入力線の各々に
供給し、クロック・パルスを供給することによってデー
タで充填される。この手順をｎクロック・パルスだけ繰
返すと、レジスタのすべてのｎビットが充填される１次
にこれ等のビットの暗号化（ＡＫによる）コピーが形成
され、フロッピー・ディスク上に記憶され、トークン・
データの暗号化記述が与えられる。この手順はソフトウ
ェアの著作権者によって行われ、コプロセッサがＡＫを
受取るための許可が準備される。

読取り動作が遂行されると、コプロセッサが発生する乱
数の各ビットが連続的に選択線に印加される０選択線２
１の各ビット設定の後にクロック・パルスが続く、第１
のシフト・レジスタからのデータは線Ｄｉ上に与えられ
、第２のシフト・レジスタからのデータは線Ｄ２上に与
えられる。その両方はコプロセッサもしくは上位計算機
からの選択線２１によって制御されるマルチプレクサ２
２への入力となる。選択線２１は２つの信号Ｄ１もしく
はＤ２のどちらをデータ・ラッチ２４を介してデータ出
力線に結合するかを決める。このラッチは、各クロック
・パルス毎に選択を２回変えて。

侵害者がトークン・データを獲得するのを防止するため
に使用される。このような構成にした結果データ出力線
に提示される各ビット毎に、２ビツトがレジスタからシ
フト・アウトされ、許可には使用されない２ビツトがシ
フト・インされる。

従って、カートリッジ２ｏの全記憶内容が続出された場
合でも１選択線２１への入力及びデータ出力を観測する
者はカートリッジ２０の内容の高々５０％のみを観測す
るに過ぎない。コプロセッサは暗号化トークン情報から
どのビットがその５０％中に現われるはずであるかを正
確に知り、そしてその許可の有効性を確認するのに十分
な情報を持っているが、破壊された５０％を持たない侵
害者は許可を偽造することはできない。

コプロセッサ１５がＡＫを獲得するように要求される時
（ＡＲＥ）に、第５図に示された過程が開始する。この
過程で暗号化ソフトウェア解読キー（ファイル１）及び
暗号化トークン・データ（ファイル３）がＲＡＭ１５１
もしくは一時メモリ１５Ｔに読込まれる。さらに、乱数
（３）がコプロセッサによって発生され、上述のように
カートリッジ２０の読取り動作に使用される。乱数はど
のメモリ・セグメントのどのビットをマルチプレクサ２
２に通過させるかを選択するのに使用される。コプロセ
ッサ１５はカートリッジ２０からの結果のデータ（４）
とともに乱数をＲＡＭ１５１に記憶する。

この分野の専門家にとっては、トークン・カートリッジ
の設計には多くの変形が存在することが明らかであろう
。しかしながらこれ等のすべては。

カートリッジから読取られるデータが照会ビットとトー
クン・データの内容の関数として変換され、トークンの
完全な内容がわからなければ、トークンからの応答を全
く予測できないという性質を有する。

コプロセッサはソフトウェア解読キーＥｃｓｋ（Ａ　Ｋ
）を解読し、結果のソフトウェア解読キー（Ａ　Ｋ）を
使用して、トークン・データを解読する。多くのＣ５Ｋ
が存在する場合は、暗号化ソフトウェア・キーはヘッダ
中の正しいＣ８Ｋへの参照とともに供給することができ
る。このようなヘッダは平文の正しいＣ８Ｋへのインデ
ックス、もしくは正しいＣ５Ｋが使用された時にのみ解
読して予想パターンを得る認識フラグを与えることがで
きる。多くの他の方法も可能である。正しいＣ８Ｋによ
ってＥＡＫを解読した後、コプロセッサは記憶していた
乱数即ち照会データと平文のトークン・データとを組合
せて正しい応答を決定することができる。次に実際の応
答（カートリッジ２０から受取ったデータ）が正しい応
答と比較される。もし２つの値が一致すると、これはコ
プロセッサがＡＫ　（５）を将来に備えて持久ＲＡＭ即
ち永久メモリ１５Ｐ中に記憶することが許可されたもの
と解読される。ここでユーザはコプロセッサに、新しく
獲得したＡＫによって保護されていたソフトウェアの実
行を要求することができる。キーＡＫは記憶する前にコ
プロセッサによって再び暗号化することができる。この
再暗号化の段階は記憶されるキーの保護を改善し、正し
く使用する時はコプロセッサの外部にキーを記憶するこ
ともできる。

他方、もし正しい応答と、カートリッジの実際の応答が
一致しない時には、ソフトウェア解読キー　（ＡＫ）は
破棄され、コプロセッサは暗号化ソフトウェアを適切に
実行することができず、従ってアプリケーション・プロ
グラムは適切に実行されない。

このトランザクションによってカートリッジ２０の内容
は破壊されるので（第６図参照）、他のコプロセッサに
許可を与えてそのアプリケーショ・プログラムもしくは
他のアプリケーション・プログラムを実行させるように
再使用できないことは明らかであろう。偽造が成功する
確立（Ｐ（偽造））はコプロセッサが照会データの任意
のビットで同じ選択を要求する確率（Ｐ　（同一））、
侵害者がｗｔ８１！Ｉシたトランザクション中の失われ
ているデータを正しく推測する確率（Ｐ　（推８１！Ｉ
））及び妥当性検証トランザクションにおいてコプロセ
ッサが要求するビット数の関数である、即ちＰ（偽造）
＝（Ｐ（同一））　＋（１−Ｐ　（同一））（Ｐ（推測
））の（ビット数）乗である。Ｐ（同一）＝０゜５及び
Ｐ（推測）＝０．５で、ビット数＝１２８である時には
Ｐ（偽造）は略１０の一１６乗となる。仮に侵害者が彼
の推測をテストする速度を１秒間に１回とすると、この
ような小さなカートリッジでも平均２億年以上続くサー
チを強制する。

従ってコプロセッサは、偽造を成功させるのに必要な情
報を暴露することなく、そのカートリッジが所有者の妥
当性を検証するためにソフトウェアの販売者によって供
給されたものであるか、偽造であるかを信頼性をもって
判断できる。コプロセッサはカートリッジが検証された
後は、後の使用のために解読キー（ＡＫ）を記憶するだ
けでよい。

Ｆ４．供給可能なソフトウェア製品の製造方法第４図は
ソフトウェアの販売者が磁気媒体によりもしくは通信リ
ンクを介して供給する。ソフトウェア製品を製造する方
法を示す。ソフトウェアの販売者は次の３つの要素から
開始する。

（Ａ）アプリケーション・ソフトウェア（Ｂ）ソフトウ
ェア解読キーＡＫ（ソフトウェアの販売者にだけ知られ
ている）。

（Ｃ）トークン・データ（ソフトウェアの販売者だけに
しられている乱数）。

ソフトウェアの販売者は第１の機能（Ｆｌ）で。

彼自身の（秘密の）暗号キーＡＫを使用してトークン・
データ及びアプリケーション・ソフトウェアの重要部分
（部分２）を暗号化する。この暗号化過程の結果、供給
される暗号化トークン・データ［Ｅ　　（トークン・デ
ータ）コ及び暗号化アＫプリケーション・ソフトウェア［Ｅ　　　（ソフトＫウェア）］が得られる。

アプリケーション・ソフトウェアの非重要部分（部分１
）はソフトウェア製品の他の部分を構成する。

最後に、ソフトウェア解読キー（ＡＫ）が機能Ｆ２でハ
ードウェアの販売者の暗号キーＣ８Ｋを使用して暗号化
される。その結果、ソフトウェア製品の最後の部分であ
る暗号化された解読キー［Ｅ　　　　　（ＡＫ）］とな
る。

ＳＫ第４図で機能Ｆ２は２重の長方形枠で囲まれており、暗
号化がソフトウェア販売者のコプロセッサで行なわれ、
従って、ハードウェア販売者の暗号キー（コプロセッサ
中に含まれる）がソフトウェアの販売者に知られないよ
うになっていることを示している。

このように、ソフトウェア販売者はハードウェアの販売
者の暗号キーを知ることは出来ない。ソフトウェアの販
売者は信頼のおける製造者によって与えられるコプロセ
ッサを選択し、これを用いて暗号化ソフトウェア・キー
（ＥＡＫ）を作成することができる。信頼性のあるハー
ドウェアの製造者は彼等自身のＣ８Ｋを暴露したりＣ５
Ｋを使用してソフトウェア販売者のＡＫを暴露して自身
の製品の信頼性を損うことはない。従って機密データを
ソフトウェアとハードウェアの販売者間で共有する必要
はない。

第５図と第６図を比較すると、ＡＲＥ過程の後に、トー
クン・カートリッジ２０はトークン・データが消去、削
除もしくは重ね書きされていて、もはやアクセス不可能
になっていることがわかる。

第６図のカートリッジ２ｏ中のレジスタは「空き」であ
る。これ等のレジスタはＡＲＥ過程の前にその中に存在
した平文のトークン・データが線Ｄ３及びＤ４を介して
コネクタ２３（第２図）から与えられるデータによって
置換えられているというと意味で「空き」である。これ
等のデータは妥当性検証過程に対しては無意味であり、
トークン・カートリッジ２０のレジスタの情報内容の見
地からは「空き」と実質的に同じである。ＡＲＥ過程が
成功程に完了したときは、暗号形のＥ。５Ｋ（Ａ　Ｋ）
としてコプロセッサ１５によって受取られたソフトウェ
ア解読キーＡＫが解読されていて、ＡＲＥの完了に応答
して、ＡＫはコプロセッサ１５の永久メモリ１５Ｐに転
送される（５）。第６図は又ＬＤＲ（ロード、解読及び
実行）中のコプロセッサ１５の動作を示している。この
過程中にソフトウェア解読キーＡＫ　（５）は一時メモ
リ１５Ｔにコピーされる。平文ソフトウェア（ファイル
２）は上位計算機１０に転送され、ここでこれはこれが
平文であるので実行可能である。暗号化ソフトウェア（
８）はコプロセッサ１５に転送され、一時メモリ１５Ｔ
中に存在する。この位置で、ソフトウェア暗号キーＡＫ
を使用して、暗号化ソフトウェアが解読され（９）、コ
プロセッサ１５によって実行可能になる。

コプロセッサ１５が安全であるから、平文になった保護
ソフトウェアはコプロセッサ１５のメモリ中に存在して
も、ユーザもしくは他人に利用されることはない。しか
しながら、このソフトウェアはコプロセッサ１５によっ
て実行でき、その実行の結果を上位計算機に送ることが
できる。このように、上位計算機１０及びコプロセッサ
１５より成る複合計算システムはソフトウェア・アプリ
ケーション・パッケージを実行する際に協働し、上位計
算機もしくはＰＣＩＯが平文の部分を実行し、コプロセ
ッサ１５が保護された部分を実行する。もし望まれるな
らば、全アプリケーションを保護して、コプロセッサ１
５上だけで実行させることもできる。

第３図乃至第６図は暗号化トークン・データがアプリケ
ーション・ソフトウェアを指示するのと同一媒体によっ
てユーザに与えられる本発明の実施例及び応用を示す。

この媒体は磁気媒体であるが、通信リンクでもよい。

暗号化トークン・データとソフトウェアを組合せる時に
は少なくともある程度、ソフトウェア供給媒体は（暗号
化トークン・データの存在によって）一意的であるか、
相対的に一意的でなければならない。しかしながら、ソ
フトウェア媒体は一般的であることが望ましく１本発明
のこのような実施例では、暗号化トークン・データはソ
フトウェア頒布媒体上には存在しない（もしくは通信リ
ンク上を転送される時にアプリケーション・ソフトウェ
アと組合されない）。しかしながら暗号化トークン・デ
ータをコプロセッサ１５に送ることは不可欠である。そ
れはこの情報が実行権を獲得するのに不可欠であるから
である。本発明の代替実施例では、ハードウェア・カー
トリッジ２０は少なくとも、暗号化トークン・データを
記憶するための専用のレジスタを含むように修正される
。

コプロセッサ１５は上述の照会データを発生する外に、
暗号化トークン・データをコプロセッサ１５に転送する
ための一意的なコマンド及び十分なりロック・パルスを
発生する９本発明のこの代替実施例ではハードウェア・
カートリッジ２０は（シフト・レジスタ１２０及び２２
０巾の）平文トークン・データだけでなく、第３のレジ
スタ（第２図には示されていない）に暗号化トークン・
データを記憶する。

Ｆ５上位計算機の実行の流れ図第７図は本発明に従い上位計算機１０中で実行される機
能を示す流れ図である。第７図に示したサービスは本発
明に固有なものであり、他の通常のサービス示されてい
ない。第７図に示したように、初期判断Ｈ１がＡＲＥ過
程が要求されているかどうかを判断する。本発明に従う
任意の特定のアプリケーション・パッケージを最初に実
行させる時は、この要求が存在する。従って、機能Ｈ２
がＡＲＥ要求をコプロセッサ１５に送るように要求する
。次にＨ３及びＨ４より成るループに導入する。このル
ープ中で上位計算機１０はコプロセッサ１５がＡＲＥ過
程を完了したことを示す迄コプロセッサの要求をサービ
スさせる。ループが完了すると、処理は機能Ｈ１に戻る
。

段階Ｈ１−Ｈ４を遂行した後、もしくは（本発明に従う
アプリケーション・ソフトウェアの第２回目もしくは任
意のその後の実行のために）ＬＤＲ過程を実行すべき時
に、機能Ｈ１は機能Ｈ５に処理を指示する。Ｈ５はＬＤ
Ｒ過程が要求されたかどうかを判断する。もしＬＤＲが
要求されていないと１機能Ｈ６がこれ等のサービスを脱
出することが要求されているかどうかを判断する。もし
脱出が要求されていないと、処理はブロックＨ１に戻る
。もし脱出が要求されていると、第７図に示されている
処理が終る。

他方、機能Ｈ５でＬＤＲ要求が認識されると、機能Ｈ７
が遂行され、ＬＤＲ要求をコプロセッサ１５に送る。

次にループＨ３−Ｈ４に全く同じ機能Ｈ８及びＨ９より
成るループに導入する６機能Ｈ９でコプロセッサ１５が
ＬＤＲ処理の完了を示すと、機能ＨＩＯが遂行されて、
上位計算機１ｏ中の対応するプログラム（たとえば、ア
プリケーション・プログラム）にＬＤＲ処理が完了した
ことが知らされる。

機能Ｈ２が遂行される時は、コプロセッサ１５が刺戟さ
れて、実行権獲得過程の部分を実行する。

これ等の機能は第８図に示されている。上述の２つの特
権レベルのうちで、ＡＲＥ過程が上位の特権レベルにあ
る。それはその機能がソフトウェアの販売者の保護のた
めに、実行権の拡散を防止することにあるからである。

Ｈ６，実行権獲得過程の流れ図第８図に示されているように、機能ＣＩは上位計算機１
０から暗号化ソフトウェア解読キーを要求する。上位計
算機１０はソフトウェア供給媒体（もしくは通信リンク
）から、この情報にアクセスする。機能Ｃ２はＣ５Ｋを
アクセスして暗号化ソフトウェア解読キーを解読する。

ＣＳＫは製造時に永久メモリ１５Ｐ中にコプロセッサ１
５の製追考によって設置されている。上述のように、Ｃ
３Ｋは１個以上存在するので、暗号化されたソフトウェ
ア解読キー・ファイルは適切なＣ８Ｋを識別するための
ヘッダ・インデックスを含む０機能Ｃ３は上位計算機か
ら暗号化トークン・データを要求する。暗号化トークン
・データがアプリケーションと同じソフトウェア供給媒
体上に付帯される時は、上位計算機１０がこれにアクセ
スする。

これに代って、暗号化トークン・データがハードウェア
・カートリッジ２０に記憶されている場合には、上述□
のように上位計算機１０がハードウェア・カートリッジ
２０にアクセスするが、上位計算機１ｏがアクセスしな
い時には、コプロセッサ１５が直接ハードウェア・カー
トリッジ２０にアクセスする。

機能Ｃ４は既に利用可能になっているソフトウェア解読
キーを使用して暗号化トークン・データを解読する。次
に解読されたトークン・データは一時メモリ１５Ｔに保
持される。

次に機能Ｃ５はトークン照会をなす乱数を発生する。機
能Ｃ６は乱数とトークン・データを組合せてトークン応
答をシミュレートし、計算された応答を発生して同じよ
うに一時メモリ１５Ｔに保持する。

機能Ｃ７は次に上位計算機に要求して乱数（トークン照
会）によってハードウェア・カートリッジ２０を照会す
る。勿論、もしコプロセッサ１５がハードウェア・カー
トリッジ２０に直接アクセスする場合には、この機能は
上位計算機１０による間接的方法でなく直接に具体化さ
れる。次に機能Ｃ８は上位計算機に対してトークン応答
を供給することを要求する。このトークン応答も一時メ
モリ１５Ｔに記憶される６次に機能Ｃ９は実際の応答と
計算された、即ち予測された応答を比較する。機能ＣＩ
Ｏは機能Ｃ９の比較に基づく分岐である。もしトークン
の計算した応答と実際の応答が一致すると、（代表的な
場合はこれ等は等しい）、このことは確認された（真正
の）トークンの証拠として受取られる。機能Ｃ１３はそ
の後このソフトウェア解読キーを永久メモリに移動する
（５）。

機能Ｃ１４は次に上位計算機１０を介してメツセージを
送りユーザにＡＲＥ過程が成功裡に完了したことを通知
し、また上位計算機１０に対してアプリケーションに対
応するソフトウェア解読キーの位置を識別する情報を与
える。

他方、トークンの実際の応答と計算された応答が一致し
ない場合には（たとえば応答が等しくないと）、機能Ｃ
１３及びＣ１４の実行に代って、機能Ｃ１ｌが実行され
、ユーザに実行権が獲得されなかったことが知らされる
。この場合、ソフトウェア解読キーは一時メモリ１５Ｔ
中に利用可能であるが、これは永久メモリ１５Ｐへ転送
されない。従ってソフトウェア解読キーは使用できず、
アプリケーション・パッケージは実行できない。

Ｆ７．ＬＤＲ中の上位計算機の機能第９Ａ図は代表的なＬＤＲ過程中に上位計算機中で遂行
される機能を示す。ＬＤＲ過程はアプリケーション・プ
ログラムを開始する機能Ｉ（１１中で開始する。プログ
ラムが保護されていると判断されると、機能Ｈ１２が遂
行され、ＤＯ８にＬＤＲオーダを送ると共に、ＡＫの位
置、たとえば必要なソフトウェア解読キーが存在する、
コプロセッサ１５の永久メモリ中の位置を判断するため
のインデックス情報を与える。この情報は前のＡＲＥ過
程が成功した時に機能Ｃ１４によってアプリケーション
・プログラムとともに上位計算機に与えられている。

次の機能Ｈ１３はＤＯＳサービス（第７図参照）からの
通知を待っている単なる遅延である。この通知（第７図
のＨｌｏ）によって機能Ｈ１４は必要に応じてコプロセ
ッサ１５中で実行されるコードを使用してアプリケーシ
ョンの実行を遂行する。

コプロセッサ中でどのように保護ソフトウェアが実行さ
れるかを知るためには第９Ｂ図を参照されたい。

Ｆ８．ＬＤＲ中のコプロセッサの機能第９Ｂ図に示されているように、コプロセッサ１５がＬ
ＤＲ要求を受取ると、機能Ｃ１５が遂行され、第９Ｂ図
に示した機能を開始する。ＬＤＲ要求はＨ７（第７図参
照）において開始する。機能Ｃ１６は上位計算機にＡＫ
の位置を示す情報を与えるように要求する。この要求は
ＤＯＳサービス（第７図）に伝えられ、ＤＯＳサービス
は機能Ｈ８によって与えられた情報で応答する。このイ
ンデックス情報によって、機能Ｃ１７は永久メモリから
ソフトウェア解読キーのコピーを得て、これをコプロセ
ッサ１５の一時メモリ１５Ｔにロードする。機能Ｃ１８
は次に上位計算機から保護されたソフトウェアを要求す
る。暗号形の保護ソフトウェアは一時メモ゛り中に保持
され、機能Ｃ１９で機能Ｃ１７で得たソフトウェア解読
キーを使用して解読される。機能Ｃ１９の結果は保１さ
れたソフトウェアの平文版である。これはコプロセッサ
１５の一時メモリ１５Ｔに保持される。コプロセッサ１
５の論理的及び物理的安全性によって与えられる保護は
ユーザもしくは他の者にこの保護されたソフトウェアの
平文部分が露顕するのを防止する０機能Ｃ２０は次に上
位計算機に対してＬＤＲ処理が完了したことを通知する
。次に機能Ｃ２１が解読されたソフトウェアを実行する
１機能Ｃ１７−Ｃ１９は又２つの特権レベルのうち高い
方のレベルを表わすと考えることができる。それはこれ
等が実行権ＡＫの行使を処理するからである。他方機能
Ｃ２１は２つの特権レベルのうち低位のレベルの例であ
る。機能Ｈ１４及びＣ２１は種々の技法を使用して協働
させることができ、アプリケーション・ソフトウェアの
完全な実行を得ることができる。

本発明の範囲には、アプリケーション・ソフトウェアの
すべてが保護されることを含む。コプロセッサ１５によ
る保護ソフトウェアの実行中に。

この実行の結果だけが上位計算機１０に与えられる。

ソフトウェア供給媒体は自由にコピーできもしくはバッ
クアップできるが、コプロセッサ１５のようなコプロセ
ッサを含む複合システムがないと実行できない。さらに
複合システム上で実行できるのは、その中のコプロセッ
サ１５が必要なソフトウェア解読キーを利用できるとき
だけである。

さらにコプロセッサ１５がソフトウェア解読キーにアク
セスして、この情報を永久メモリに保持するためには、
真正なカートリッジ２０が必要である。このカートリッ
ジ２０は偽造もしくはシミュレートが困難で、−回限り
使用可能なように構成されている。それ故、適切なハー
ドウェア・カートリッジ２０は唯一のコプロセッサ１５
だけを許可することができる。唯一のコプロセッサ１５
だけが許可されるが、コプロセッサ１５はポータプルに
でき、任意の適切な上位計算機１０とともに使用して、
保護されたソフトウェアを実行できる。

このようにソフトウェアの販売者は保護されたアプリケ
ーション・ソフトウェアとその実行権とを分離するとい
う所望の結果を達成する。カストマ即ちユーザは望むだ
け多くの、保護されたソフトウェアのコピーを作成でき
るが、単一の複合計算システム上で一回限り実行できる
だけである。

Ｇ１発明の効果本発明によれば、ソフトウェアは暗号化されて提供され
る。従って、ソフトウェアは暗号化によって基本的に保
護されるだけでなく、トークン・データによってその実
行権が最終的に認可される。

しかも、トークン・データは１回の使用によって破壊又
は変更される。従って、ソフトウェアの使用を有効に制
限でき、不正使用を防止することができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明のソフトウェア保護構成を示したブロッ
ク図である。第２図はハードウェア・カートリッジとそのコネクタを
示したブロック図である。第３図は本発明に基くソフトウェア・セットの内容を示
した図である。第４図はソフトウェア・セットの内容がソフトウェアの
販売者によってどのように作成されるかを示した図であ
る。第５図は実行権獲得過程の動作を示した概略図である。第６図は実行権獲得過程に続くロード、解読及び実行の
動作を示した図である。第７図は本発明に従い上位計算機中で実行されるサービ
スを示した流れ図である。第８図はコプロセッサ１５中で実行される実行権獲得過
程の流れ図である。第９Ａ図はロード、解読及び実行過程で上位計算機中で
実行されるサービスを示した流れ図である。第９Ｂ図はロード、解読及び実行過程でコプロセッサ中
で実行されるサービスを示した流れ図である。４・・・ＣＰＵ、６・・・ＲＡＭ、８・・・ＲＯＭ、９
・・・端末制御ユニット、１０・・・上位計算機、１１
・・・表示装置、１３・・・手動入力装置、１５・・・
コプロセッサ、１６・・・ディスク制御装置、１７・・
・ディスク駆動装置、１９・・・Ｉ１０ポート、２０・
・・トークン・カートリッジ、１５０・・・ＣＰＵ、１
５１・・・ＲＡＭ、１５２・・・ＲＯＭ、１５３・・・
持久ＲＡＭ、１５４・・・工／○ポート、１５５・・・
侵入検出システム、１５６・・・実時間クロック。 −　　　へ　　　　ｍ第６図第９ＢＥ

Claims

【特許請求の範囲】許可された計算機システムにだけソフトウェアの使用を
制限する方法であって、（ａ）少なくとも１部が暗号化されている形のソフトウ
ェアを与えること、（ｂ）上記暗号化されたソフトウェア部分を解読するた
めの解読キーを与えること、（ｃ）上記計算機システムに結合され、上記解読キーを
保持した時に上記暗号化されたソフトウェア部分を解読
できるコプロセッサを与えること、（ｄ）上記コプロセ
ッサに、トークン情報を記憶したトークン発生手段を結
合すること、（ｅ）上記トークン発生手段から転送されるトークン情
報が所定の条件を満たす時に上記解読キーを上記コプロ
セッサに保持させること、及び（ｆ）上記トークン発生
手段からトークン情報が上記コプロセッサに転送される
時に上記トークン発生手段内のトークン情報を変更する
こと、を含む、ソフトウェアの保護方法。