WO2001078299A1 - Information processing system and method - Google Patents

Description

明細 ^:

情報処理システム及び方法 技術分野 本発明は、 情報処理システム、 情報処理方法、 及び情報記録媒体、 並びにプロ グラム提供媒体に関し、 特に、 暗号処理を伴うシステムにおける暗号処理鍵を配 信するシステム及び方法に関する。 特に、 木構造の階層的鍵配信方式を用い、 さ らに、 階層的鍵配信ッリ一を配信デバィスに応じて再構築して配信キープ口ック に含まれるデ一夕量を削減することにより、 配信メ ッセージ量を小さく抑えて、 コンテンツキー配信、 あるいは各種鍵の更新の際のデータ配信の負荷を軽減し、 かつデータの安全性を保持することを可能とする情報処理システム、 情報処理方 法、 及び情報記録媒体、 並びにプログラム提供媒体に関する。 背景技術 昨今、 ゲームプログラム、 音声データ、 画像データ等、 様々なソフ トウェアデ 一夕 （以下、 これらをコンテンツ （Content) と呼ぶ） を、 インターネヅ ト等のネ ッ トワーク、 あるいは D V D、 C D等の流通可能な記憶媒体を介しての流通が盛 んになってきている。 これらの流通コンテンツは、 ユーザの所有する P C (Pers onal Computer) 、 ゲーム機器によってデ一夕受信、 あるいは記憶媒体の装着がな されて再生されたり、 あるいは P C等に付属する記録再生機器内の記録デバィス、 例えばメモリカード、 ハードディスク等に格納されて、 格納媒体からの新たな再 生により利用される。

ビデオゲーム機器、 P C等の情報機器には、 流通コンテンツをネッ トワークか ら受信するため、 あるいは D V D、 C D等にアクセスするためのインタフェース を有し、 さらにコンテンツの再生に必要となる制御手段、 プログラム、 データの メモリ領域として使用される R A M、 R O M等を有する。

音楽データ、 画像データ、 あるいはプログラム等の様々なコンテンツは、 再生 機器として利用されるゲーム機器、 P C等の情報機器本体からのユーザ指示、 あ るいは接続された入力手段を介したユーザの指示により記憶媒体から呼び出され、 情報機器本体、 あるいは接続されたディスプレイ、 スピーカ等を通じて再生され る。

ゲームプログラム、 音楽データ、 画像データ等、 多くのソフトウェア . コンテ ンヅは、 一般的にその作成者、 販売者に頒布権等が保有されている。 したがって、 これらのコンテンツの配布に際しては、 一定の利用制限、 すなわち、 正規なユー ザに対してのみ、 ソフ トウェアの使用を許諾し、 許可のない複製等が行われない ようにする、 すなわちセキュリティを考慮した構成をとるのが一般的となってい る。

ユーザに対する利用制限を実現する 1つの手法が、 配布コンテンツの暗号化処 理である。 すなわち、 例えばインターネット等を介して暗号化された音声データ、 画像データ、 ゲームプログラム等の各種コンテンヅを配布するとともに、 正規ュ 一ザであると確認された者に対してのみ、 配布された暗号化コンテンツを復号す る手段、 すなわち復号鍵を付与する構成である。

暗号化データは、 所定の手続きによる復号化処理によって利用可能な復号デ一 夕 （平文） に戻すことができる。 このような情報の暗号化処理に暗号化鍵を用い、 復号化処理に復号化鍵を用いるデ一夕暗号化、 復号化方法は従来からよく知られ ている。

暗号化鍵と復号化鍵を用いるデータ暗号化 ·復号化方法の態様には様々な種類 あるが、 その 1つの例としていわゆる共通鍵暗号化方式と呼ばれている方式があ る。 共通鍵暗号化方式は、 データの暗号化処理に用いる暗号化鍵とデ一夕の復号 化に用いる復号化鍵を共通のものとして、 正規のユーザにこれら暗号化処理、 復 号化に用いる共通鍵を付与して、 鍵を持たない不正ユーザによるデータアクセス を排除するものである。 この方式の代表的な方式に D E S (データ暗号標準： De ta encryption standard) がある。

上述の暗号化処理、 復号化に用いられる暗号化鍵、 復号化鍵は、 例えばあるパ スワード等に基づいてハッシュ関数等の一方向性関数を適用して得ることができ る。 一方向性関数とは、 その出力から逆に入力を求めるのは非常に困難となる関 数である。 例えばュ一ザが決めたパスヮードを入力として一方向性関数を適用し て、 その出力に基づいて暗号化鍵、 復号化鍵を生成するものである。 このように して得られた暗号化鍵、 復号化鍵から、 逆にそのオリジナルのデータであるパス ワードを求めることは実質上不可能となる。

また、 暗号化するときに使用する暗号化鍵による処理と、 復号するときに使用 する復号化鍵の処理とを異なるアルゴリズムとした方式がいわゆる公鬨鍵暗号化 方式と呼ばれる方式である。 公開鍵暗号化方式は、 不特定のユーザが使用可能な 公開鍵を使用する方法であり、 特定個人に対する暗号化文書を、 その特定個人が 発行した公開鍵を用いて暗号化処理を行う。 公開鍵によって暗号化された文書は、 その暗号化処理に使用された公鬨鍵に対応する秘密鍵によってのみ復号処理が可 能となる。 秘密鍵は、 公開鍵を発行した個人のみが所有するので、 その公開鍵に よって暗号化された文書は秘密鍵を持つ個人のみが復号することができる。 公開 鍵暗号化方式の代表的なものには R S A (Rivest-Shami r-Adl eman) 暗号がある。 このような暗号化方式を利用することにより、 暗号化コンテンツを正規ュ一ザに 対してのみ復号可能とするシステムが可能となる。

上記のようなコンテンッ配信システムでは、 コンテンッを暗号化してユーザに ネットワーク、 あるいは D V D、 C D等の記録媒体に格納して提供し、 暗号化コ ンテンッを復号するコンテンツキーを正当なユーザにのみ提供する構成が多く採 用されている。 コンテンツキ一自体の不正なコピー等を防ぐためのコンテンツキ —を暗号化して正当なユーザに提供し、 正当なユーザのみが有する復号キーを用 いて暗号化コンテンツキーを復号してコンテンヅキーを使用可能とする構成が提 案されている。

正当なユーザであるか否かの判定は、 一般には、 例えばコンテンツの送信者で あるコンテンツプロバイダとユーザデバイス間において、 コンテンツ、 あるいは コンテンツキーの配信前に認証処理を実行することによって行う。 一般的な認証 処理においては、 相手の確認を行うとともに、 その通信でのみ有効なセッション キーを生成して、 認証が成立した場合に、 生成したセッションキ一を用いてデー 夕、 例えばコンテンツあるいはコンテンツキーを暗号化して通信を行う。 認証方 式には、 共通鍵暗号方式を用いた相互認証と、 公鬨鍵方式を使用した認証方式が あるが、 共通鍵を使った認証においては、 システムワイ ドで共通な鍵が必要にな り、 更新処理等の際に不便である。 また、 公開鍵方式においては、 計算負荷が大 きくまた必要なメモリ量も大きくなり、 各デバイスにこのような処理手段を設け ることは望ましい構成とはいえない。

• 発明の開示 本発明では、 上述のようなデータの送信者、 受信者間の相互認証処理に頼るこ となく、 正当なユーザに対してのみ、 安全にデータを送信することを可能とする とともに、 階層的鍵配信ヅリーを配信デバィスに応じて再構築して配信キープ口 ヅクに含まれるデータ量を削減することにより、 暗号化キーのデータ Sを削減し、 デ一夕送信の負荷を軽減するとともに、 各デバイスにおける暗号化キー取得のた めの処理の軽減を可能とした情報処理システム、 情報処理方法、 及び情報記録媒 体、 並びにプログラム提供媒体を提供することを目的とする。

本発明に係る情報処理システムは、 1以上の選択されたデバイスにおいてのみ 利用可能な暗号化メッセージデータを配信する情報処理システムである。 個々の デバイスは、 複数の異なるデバイスをリーフとした階層ヅリー構造における各ノ ードに固有のメ一ドキ一と各デバイス固有のリーフキーの異なるキーセッ トをそ れそれ保有するとともに、 デバイスに対して配信される暗号化メッセージデータ についての復号処理をキーセッ トを使用して実行する暗号処理手段を有する。 デ バイスに提供される暗号化メヅセージデータは、 階層ヅリ一構造の 1つのノード を頂点ノード'とし、 頂点ノードの下位に連結されるノ一ド及びリーフによって構 成されるグループ内のノ一ドキーの少なく ともいずれかを更新した更新ノードキ 一と、 更新ノ一ドキ一をグループのノードキーあるいはリ一フキ一によって暗号 化した暗号化キーデータを含む有効化キーブロック （E K B ) の復号処理によつ て得られる更新ノードキ一によって暗号化されたデータ構成である。 有効化キー プロック （E K B ) は、 暗号化キーデ一夕によって構成されるデータ部と、 デー 夕部に格納される暗号化キーデータの階層ヅリ一構造における位置識別データと してのタグ部とを含む構成である。

さらに、 本発明の情報処理システムの一実施態様において、 有効化キーブロッ ク （EKB) に含まれる暗号化キーデータは、 階層ツリー構造を構成するノード キーを下位ノードキー又は下位リーフキーを用いて暗号化したデータである。 夕 グ部に格納される位置識別データは、 有効化キーブロック （E KB) に格納され た 1以上の暗号化キーデータ各々のノード位置の下位の左右ノード又はリーフ位 置の暗号化キーデ一夕の有無を示すタグとして構成されている。

さらに、 本発明の情報処理システムの一実施態様において、 有効化キーブロッ ク （EKB) に含まれる暗号化キーデータは、 有効化キーブロック （EKB) を 復号可能な末端ノード又はリーフを最下段とした簡略化した 2分岐型ツリーを構 成するパスを選択して不要ノードを省略することにより再構築される再構築階層 ッリーのノード又はリ一フに対応するキーのみに基づいて構成されている。 タグ 部に格納される位置識別データは、 有効化キーブロック （EKB) のタグに対応 する暗号化キーの格納の有無を示すデータを含む構成である。

さらに、 本発明の情報処理システムの一実施態様において、 有効化キーブロッ ク （EKB) に含まれる暗号化キーデータは、 有効化キープロヅク （EKB) を 復号可能な末端ノード又はリーフを最下段とした簡略化した 2分岐型ッリーを構 成するパスを選択して不要ノードを省略することにより再構築される再構築階層 ッリーのノード又はリーフに対応するキーのみに基づいて構成されている。 タグ 部に格納される位置識別データは、 有効化キーブロック （EKB) に格納された 1以上の暗号化キ一デ一夕各々のノード位置の下位の左右ノード又はリーフ位置 の暗号化キーデータの有無を示す夕グと、 タグに対応する暗号化キーの格納の有 無を示すデータを含む。

さらに、 本発明の情報処理システムの一実施態様において、 再構築階層ツリー は、 共通要素を持つデバイスの部分集合ッリーとして定義されるエンティティの 頂点ノードであるサブルートを選択して構成されるツリーである。

さちに、 本発明の情報処理システムの一実施態様において、 有効化キーブロッ ク （EKB) に含まれる暗号化キーデータは、 有効化キープロヅク （EKB) を 復号可能な末端ノード又はリーフを最下段とした簡略化した多分岐型ヅリーにお いて、 末端ノード又はリーフと、 多分岐型ツリーの頂点とを直接接続するパスを 選択して不要ノードを省略することにより再構築される再構築階層ッリーの頂点 ノード及び末端ノード又はリーフに対応するキーのみに基づいて構成されている, 夕グ部に格納される位置識別データは、 有効化キーブロック （E K B ) のタグに 対応する暗号化キーの格納の有無を示すデータを含む構成である。

さらに、 本発明の情報処理システムの一実施態様において、.再構築階層ヅリ一 は、 簡略化した多分岐型ツリーを構成する頂点ノードと、 簡略化したツリーを構 成する末端ノード又はリーフとを直接接続した 3以上の分岐を持つッリ一である < さらに、 本発明の情報処理システムの一実施態様において、 デバイスにおける 暗号処理手段は、 有効化キ一ブロック （E K B ) のタグ部のデ一夕により、 暗号 化キーデータを順次抽出して、 復号処理を実行し、 更新ノードキーを取得し、 取 得した更新ノードキーにより暗号化メッセージデータの復号を実行する構成であ る。

さらに、 本発明の情報処理システムの一実施態様において、 メッセージデータ は、 コンテンヅデ一夕を復号するための復号鍵として使用可能なコンテンツキ一 である。

さらに、 本発明の情報処理システムの一実施態様において、 メヅセージデータ は、 認証処理において用いられる認証キーである。

さらに、 本発明の情報処理システムの一実施態様において、' メッセージデータ は、 コンテンツのインテグリティ ' チェヅク値 （ I C V ) 生成キーである。

さらに、 本発明の情報処理システムの一実施態様において、 メッセージデ一夕 は、 プログラムコードである。

本発明に係る情報処理方法は、 1以上の選択されたデバイスにおいてのみ利用 可能な暗号化メッセージデータを配信する情報処理方法である。 この情報処理方 法は、 複数の異なるデバイスをリーフとした階層ッリー構造の 1つのノードを頂 点ノードとし、 頂点ノードの下位に連結されるノード及びリーフによって構成さ れるグループ内のノードキーの少なく ともいずれかを更新した更新ノードキーと、 更新ノードキ一をグループのノードキーあるいはリーフキーによって暗号化した 暗号化キーデータを含むデータ部と、 データ部に格納される暗号化キーデ一夕の 階層ヅリー構造における位置識別デ一夕としてのタグ部とを含む有効化キープ口 ヅク （EKB) を生成する有効化キ一ブロック （EKB) 生成ステヅプと、 更新 ノードキーによって暗号化したメッセージデータを生成してデバイスに対して配 信するメヅセージデータ配信ステヅプとを有する。

さらに、 本発明の情報処理方法の一実施態様において、 階層ツリー構造におけ る各ノードに固有のノードキーと各デバイス固有のリーフキ一の異なるキーセヅ トをそれそれ保有するデバイスにおいて、 暗号化メッセージデ一夕についての復 号処理をキーセッ トを使用して実行する復号処理ステツプを有する。

さらに、 本発明の情報処理方法の一実施態様において、 有効化キーブロック (E KB) 生成ステップは、 階層ツリー構造を構成するノードキーを下位ノード キー又は下位リーフキーを用いて暗号化して暗号化キーデータを生成するステツ プと、 有効化キーブロック （EKB) に格納される 1以上の暗号化キーデータ各 々のノード位置の下位の左右位置のノード又はリーフ位置の暗号化キーデータの 有無を示すタグを生成してタグ部に格納するステップとを含む。

さらに、 本発明の情報処理方法の一実施態様において、 有効化キーブロック (E KB) 生成ステップは、 有効化キープロヅク （EKB) を復号可能な末端ノ 一ド又はリーフを最下段とした簡略化した 2分岐型ヅリーを構成するパスを選択 して不要ノードを省略することにより再構築階層ッリーを生成するステップと、 再構築階層ヅリーの構成ノード又はリーフに対応するキーのみに基づいて有効化 キーブロック （EKB) を生成するステップと、 有効化キーブロック （EKB) の夕グに対応する暗号化キ一の格納の有無を示すデ一夕をタグ部に格納するステ ップとを含む。

さらに、 本発明の情報処理方法の一実施態様において、 再構築階層ツリーを生 成するステップは、 共通要素を持つデバイスの部分集合ヅリーとして定義される エンティティの頂点ノードであるサブルートを選択して実行されるヅリー生成処 理である。

さらに、 本発明の情報処理方法の一実施態様において、 有効化キーブロック (EKB) 生成ステップは、 有効化キープロヅク （EKB) を復号可能な末端ノ 一ド又はリーフを最下段とした簡略化した多分岐型ッリーにおいて、 末端ノード 又はリーフと、 多分岐型ヅリ一の頂点とを直接接続するパスを選択して不要ノー ドを省略することにより再構築される再構築階層ヅリーを生成するステップと、 有効化キーブロック （E K B ) のタグに対応する暗号化キーの格納の有無を示す データを夕グ部に格納するステップとを含む。

さらに、 本発明の情報処理方法の一実施態様において、 再構築階層ヅリーの生 成ステップにおいて生成する再構築階層ヅリーは、 簡略化した多分岐型ヅリーを 構成する頂点ノードと、 簡略化したヅリーを構成する末端ノード又はリーフとを 直接、 接続した 3以上の分岐を持つッリーとして生成する。

さらに、 本発明の情報処理方法の一実施態様において、 復号処理ステップは、 有効化キ一プロヅク （E K B ) のタグ部に格納された位置識別データに基づいて データ部に格納された暗号化キ一データを順次抽出して順次復号処理を実行する ことにより更新ノードキーを取得する更新ノードキー取得ステップと、 更新ノー ドキーにより暗号化メヅセージデータの復号を実行するメッセージデータ復号ス テツプとを含む。

ざらに、 本発明の情報処理方法の一実施態様において、 メッセージデータは、 コンテンツデ一夕を復号するための復号鍵として使用可能なコンテンツキーであ る。

さらに、 本発明の情報処理方法の一実施態様において、 メッセージデータは、 認証処理において用いられる認証キーである。

さらに、 本発明の情報処理方法の一実施態様において、 メヅセージデ一夕は、 コンテンツのインテグリティ ' チェヅク値 （ I C V ) 生成キーである。

さらに、 本発明の情報処理方法の一実施態様において、 メッセージデータは、 プログラムコードである。

さらに、 本発明に係る情報記録媒体は、 データを格納した情報記録媒体である ₍ この情報記録媒体は、 複数の異なるデバイスをリーフとした階層ヅリー構造の 1 つのノードを頂点ノードとし、 頂点ノードの下位に連結されるノード及びリーフ によって構成されるグループ内のノードキーの少なく ともいずれかを更新した更 新ノードキーと、 更新ノードキーをグループのノ一ドキーあるいはリーフキーに よって暗号化した暗号化キーデータによって構成されるデータ部と、 データ部に 格納される暗号化キーデータの階層ヅリ一構造における位置識別データとしての 夕グ部とを含む有効化キーブロック （EKB) と、 更新ノードキーによって暗号 ィ匕したメヅセ一ジデ一夕とを格納している。

さらに、 本発明の情報記録媒体の一実施態様において、 有効化キ一ブロック

(EKB) に含まれる暗号化キ一デ一夕は、 階層ツリー構造を構成するノードキ —を下位ノ一ドキー又は下位リーフキーを用いて暗号化したデ一夕である。 夕グ 部に格納される位置識別データは、 有効化キ一ブロック （EKB) に格納された

1以上の暗号化キーデータ各々のノ一ド位置の下位の左お位置のノ一ド又はリー フ位置の暗号化キ一データの有無を示す夕グとして構成されている。

さらに、 本発明の情報記録媒体の一実施態様において、 有効化キーブロック

(EKB) に含まれる暗号化キーデ一夕は、 有効化キ一ブロック （EKB) を復 号可能な末端ノ一ド又はリーフを最下段とした簡略化した 2分岐型ツリーを構成 するパスを選択して不要ノードを省略することにより再構築される再構築階層ッ リ一のノード又はリーフに対応するキーのみに基づいて構成されている。 夕グ部 に格納される位置識別デ一夕は、 有効化キ一プロヅク （E KB) 'のタグに対応す る暗号化キーの格納の有無を示すデータを含む構成である。

本発明に係るプログラム提供媒体は、 複数の異なるデバイスをリーフとした階 層ヅリー構造の 1つのノードを頂点ノードとし、 頂点ノードの下位に連結される ノード及びリーフによって構成されるグループ内のノードキーの少なく ともいず れかを更新した更新ノードキ一と、 更新ノードキーをグループのノ一ドキーある いはリーフキ一によって暗号化した有効化キ一プロヅク （EKB) の生成処理を コンピュータ · システム上で実行せしめるコンピュータ · プログラムを提供する プログラム提供媒体である。 コンピュータ · プログラムは、 有効化キープロヅク

(E KB) を復号可能な末端ノード又はリーフを最下段とした簡略化した 2分岐 型ッリ一を構成するパスを選択して不要ノードを省略することにより再構築階層 ヅリーを生成するステツプと、 再構築階層ッリーの構成ノード又はリーフに対応 するキ一のみに基づいて有効化キ一ブロック （EKB) を生成するステップと、 有効化キ一ブロック （EKB) のタグに対応する暗号化キーの格納の有無を示す データをタグ部に格納するステップとを含む。

本発明では、 ッリ一 （木） 構造の階層的構造の暗号化鍵配信構成を用いること により、 キ一更新に必要な配信メ ッセージ量を小さく抑えている。 すなわち、 各 機器を n分木の各葉 （リ一フ） に配置した構成の鍵配信方法を用い、 記録媒体若 しくは通信回線を介して、 例えばコンテンツデータの暗号鍵であるコンテンヅキ 一若しくは認証処理に用いる認証キ一、 あるいはプログラムコード等を有効化キ —プロヅクとともに配信する構成としている。

さらに、 有効化キーブロックを暗号化キーデータ部と、 暗号化キーの位置を示 すタグ部とによって構成し、 データ量を少なく し、 デバイスにおける復号処理を 用意かつ迅速に実疔することを可能としている。 本構成により、 正当なデバイス のみが復号可能なデータを安全に配信することが可能となる。

なお、 本発明に係るプログラム提供媒体は、 例えば、 様々なプログラム ' コ一 ドを実行可能な汎用コンビュ一夕 ' システムに対して、 コンピュータ ' プログラ ムをコンピュータ可読な形式で提供する媒体である。 媒体は、 C Dや F D、 M O などの記録媒体、 あるいは、 ネッ トワークなどの伝送媒体など、 その形態は特に 限定されない。

このようなプログラム提供媒体は、 コンピュータ · システム上で所定のコンビ ユー夕 · プログラムの機能を実現するための、 コンピュータ · プログラムと提供 媒体との構造上又は機能上の協働的関係を定義したものである。 換言すれば、 提 供媒体を介してコンピュ一タ · プログラムをコンピュータ ·.システムにインス ト —ルすることによって、 コンピュータ ' システム上では協働的作用が発揮され、 本発明の他の側面と同様の作用効果を得ることができるのである。

本発明のさらに他の目的、 特徴や利点は、 後述する本発明の実施例や添付する 図面に基づくより詳細な説明によって明らかになるであろう。 図面の簡単な説明 図 1は、 本発明の情報処理システムの構成例を説明する図である。

図 2は、 本発明の情報処理システムにおいて適用可能な記録再生装置の構成例 を示すプロック図である。

図 3は、 本発明の情報処理システムにおける各種キー、 データの暗号化処理に ついて説明するッリー構成図である。

図 4 A及び図 4 Bは、 本発明の情報処理システムにおける各種キ一、 デ一夕の 配布に使用される有効化キ一ブロック （EKB) の例を示す図である。

図 5は、 本発明の情報処理システムにおけるコンテンツキーの有効化キ一プロ ヅク （EKB) を使用した配布例と復号処理例を示す図である。

図 6は、 本発明の情報処理システムにおける有効化キーブロヅク （EKB) の フォーマツト例を示す図である。

図 7 A乃至図 7 Cは、 本発明の情報処理システムにおける有効化キ一プロヅク (EKB) のタグの構成を説明する図である。

図 8 A及び図 8 Bは、 本発明の情報処理システムにおける有効化キープ口ヅク (E KB) と、 コンテンツキ一、 コンテンヅを併せて配信するデータ構成例を示 す図である。

図 9は、 本発明の情報処理システムにおける有効化キ一ブロック （EKB) と、 コンテンツキ一、 コンテンヅを併せて配信した場合のデバイスでの処理例を示す 図である。

図 1 0は、 本発明の情報処理システムにおける有効化キーブロック （EKB) とコンテンツを記録媒体に格納した場合の対応について説明する図である。

図 1 1 A及び図 1 1 Bは、 本発明の情報処理システムにおける有効化キープ口 ヅク （EKB).と、 コンテンツキーを送付する処理を従来の送付処理と比較した 図である。

図 1 2は、 本発明の情報処理システムにおいて適用可能な共通鍵暗号方式によ る認証処理シーケンスを示す図である。

図 1 3は、 本発明の情報処理システムにおける有効化キープロ ヅク （EKB) と、 認証キーを併せて配信するデ一夕構成と、 デバイスでの処理例を示す図 （そ の 1 ) である。

図 14は、 本発明の情報処理システムにおける有効化キープロヅク （EKB) と、 認証キーを併せて配信するデータ構成と、 デバイスでの処理例を示す図 （そ の 2 ) である。

図 1 5は、 本発明の情報処理システムにおいて適用可能な公開鍵暗号方式によ る認証処理シーケンスを示す図である。

図 1 6は、 本発明の情報処理システムにおいて公開鍵暗号方式による認証処理 を用いて有効化キーブロック （EKB) と、 コンテンツキーを併せて配信する処 理を示す図である。

図 1 7は、 本発明の情報処理システムにおいて有効化キーブロック （EKB) と、 暗号化プログラムデータを併せて配信する処理を示す図である。

図 1 8は、 本発明の情報処理システムにおいて適用可能なコンテンツ ·インテ グリティ ·チェヅク値 （I CV) の生成に使用する M A C値生成例を示す図であ る。

図 1 9は、 本発明の情報処理システムにおける有効化キ一ブロック （EKB) と、 I CV生成キ一を併せて配信するデータ構成と、 デバイスでの処理例を示す 図 （その 1 ) である。

図 20は、 本発明の情報処理システムにおける有効化キ一ブロック （EKB) と、 I CV生成キ一を併せて配信するデータ構成と、 デバイスでの処理例を示す 図 （その 2 ) である。

図 2 1 A及び図 2 1 Bは、 本発明の情報処理システムにおいて適用可能なコン テンッ ·ィンテグリティ 'チェヅク値 （I CV) をメディアに格納した場合のコ ピー防止機能を説明する図である。

図 22は、 本発明の情報処理システムにおいて適用可能なコンテンツ ·ィンテ グリティ ·チェック値 （I CV) をコンテンツ格納媒体と別に管理する構成を説 明する図である。

図 23は、 本発明の情報処理システムにおける階層ツリー構造のカテゴリ分類 の例を説明する図である。

図 24 A及び図 24Bは、 本発明の情報処理システムにおける簡略化有効化キ 一プロヅク （EKB) の生成過程を説明する図である。

図 25 A及び図 25Bは、 本発明の情報処理システムにおける有効化キープ口 ック （EKB) の生成過程を説明する図である。 図 2 6 A及び図 2 6 Bは、 本発明の情報処理システムにおける簡略化有効化キ 一プロヅク （E K B ) (例 1 ) を説明する図である。

図 2 7 A及び図 2 7 Bは、 本発明の情報処理システムにおける簡略化有効化キ 一ブロック （E K B ) (例 2 ) を説明する図である。

図 2 8 A乃至図 2 8 Cは、 本発明の情報処理システムにおける階層ヅリー構造 のエンティティ管理構成について説明する図である。

図 2 9 A乃至図 2 9 Cは、 本発明の情報処理システムにおける階層ヅリ一構造 のエンティティ管理構成の詳細について説明する図である。

図 3 0 A及び図 3◦ Bは、 本発明の情報処理システムにおける階層ヅリー構造 のエンティティ管理構成について説明する図である。

図 3 1は、 本発明の情報処理システムにおける階層ツリー構造のエンティティ 管理構成でのリザ一ブノードについて説明する図である。' .

図 3 2は、 本発明の情報処理システムにおける階層ヅリ一構造のエンティティ 管理構成での新規ェンティティ登録処理シ一ケンスについて説明する図である。 図 3 3は、 本発明の情報処理システムにおける階層ツリー構造のエンティティ 管理構成での新規エンティティと上位エンティティの関係について説明する図で ある。

図 3 4 A及び図 3 4 Bは、 本発明の情報処理システムにおける階層ッリー構造 のエンティティ管理構成で用いるサブ E K Bについて説明する図である。

図 3 5 A乃至図 3 5 Dは、 本発明の情報処理システムにおける階層ッリー構造 のエンティティ管理構成でのデバイスリボーク処理について説明する図である。 図 3 6は、 本発明の情報処理システムにおける階層ツリー構造のエンティティ 管理構成でのデバイスリボーク処理シーケンスについて説明する図である。 図 3 7 A及び図 3 7 Bは、 本発明の情報処理システムにおける階層ヅリー構造 のエンティティ管理構成でのデバイスリボーク時の更新サブ E K Bについて説明 する図である。

図 3 8 A乃至図 3 8 Dは、 本発明の情報処理システムにおける階層ッリー構造 のエンティティ管理構成でのエンティティ リボーク処理について説明する図であ る。 図 3 9は、 本発明の情報処理システムにおける階層ッリー構造のエンティティ 管理構成でのエンティティ リボーク処理シーケンスについて説明する図である。 図 4 0は、 本発明の情報処理システムにおける階層ヅリ一構造のエンティティ 管理構成でのリボークェンティティ と上位エンティティの関係について説明する 図である。

図 4 1は、 本発明の情報処理システムにおける階層ヅリ一構造のエンティティ 管理構成でのケィパピリティ設定について説明する図である。

図 4 2は、 本発明の情報処理システムにおける階層ヅリー構造のエンティティ 管理構成でのケィパピリティ設定について説明する図である。

図 4 3 A及び図 4 3 Bは、 本発明の情報処理システムにおけるキー発行セン夕 ( K D C ) の管理するケィパピリティ管理テーブル構成を説明する図である。 図 4 4は、 本発明の情報処理システムにおけるキー発行センタ （K D C ) の管 理するケィパピリティ管理テーブルに基づく E K B生成処理フロー図である。 図 4 5は、 本発明の情報処理システムにおける新規エンティティ登録時のケィ パビリティ通知処理を説明する図である。 発明を実施するための最良の形態

[システム概要]

図 1に本発明のデータ処理システムが適用可能なコンテンヅ配信システム例を 示す。 コンテンツの配信側 1 0は、 コンテンツ受信側 2 0の有する様々なコンテ ンヅ再生可能な機器に対してコンテンヅ、 あるいはコンテンツキーを暗号化して 送信する。 受信側 2 0における機器では、 受信した暗号化コンテンツ、 あるいは 暗号化コンテンツキー等を復号してコンテンツあるいはコンテンツキーを取得し て、 画像データ、 音声データの再生、 あるいは各種プログラムの実行等を行う。 コンテンツの配信側 1 0 とコンテンツ受信側 2 0との間のデータ交換は、 イン夕 一ネッ ト等のネッ トワークを介して、 あるいは D V D、 C D等の流通可能な記憶 媒体を介して実行される。

コンテンツの配信側 1 0は例えば所謂サーバとして構成され、 ハードディスク ドライブなどの情報記憶手段や C P Uなどの情報処理装置を有する既存のパ一ソ ナルコンピュータで構成される。 コンテンッの配信側 1 0は後述するコンテンツ プ αバイダとして、 あるいはサービスプロバイダゃアプリケーションプロバイダ が同等の機能を有していてもよい。 コンテンツの配信側 1 ◦のデ一夕配信手段と しては、 インターネヅ ト 1 1、 衛星放送 1 2、 電話回線 1 3、 DVDs CD等の メディア 14等があり、 一方、 コンテンツ受信側 20のデバイスとしては、 パー ソナルコンビュ一夕 （P C) 2 1、 ポータブルデバイス （PD) 22、 携帯電話、 PDA (Personal Digital Assistants) 等の携帯機器 23、 DVD、 CDプレ一 ャ等の記録再生器 24、 ゲーム端末等の再生専用器 25等がある。 これらコンテ ンッ受信側 20の各デバイスは、 コンテンッ配信側 1 0から提供されたコンテン ヅをネヅ トワーク等の通信手段あるいは、 あるいはメディア 30から取得する。

[デバイス構成]

図 2に、 図 1に示すコンテンツ受信側 20のデバイスの一例として、 記録再生 装置 1 00の構成プロヅク図を示す。 記録再生装置 1 ◦ 0は、 入出力 I /F (In terface) 120、 MPEG (Moving Picture Experts Group) コ一デック 1 30 A/D， D/ Aコンバータ 141を備えた入出力 I /F (Interface) 140、 暗 号処理手段 150、 ROM (Read Only Memory) 160、 CPU (Central Proc essing Unit) 1 70、 メモリ 1 80、 記録媒体 1 95のドライブ 1 90を有し、 これらはバス 1 1 0によって相互に接続されている。

入出力 I/F 1 20は、' 外部から供給される画像、 音声、 プログラム等の各種 コンテンヅを構成するディジタル信号を受信し、 バス 1 1 0上に出力するととも に、 バス 1 10上のディジタル信号を受信し、 外部に出力する。 MP EGコーデ ヅク 1 30は、 バス 1 1 0を介して供給される MP E G符号化されたデータを、 MP EGデコ一ドし、 入出力 I/F 140に出力するとともに、 入出力 I/F 1 40から供給されるディジタル信号を MP E Gエンコードしてバス 1 10上に出 力する。 入出力 I /F 140は、 A/D , D/Aコンパ一夕 14 1を内蔵してい る。 入出力 I/F 140は、 外部から供給されるコンテンツとしてのアナログ信 号を受信し、 AZD, D/Aコンパ'一夕 141で A/D (Analog Digital) 変換 することで、 ディジタル信号として、 MPEGコーデヅク 130に出力するとと もに、 MPEGコーデヅク 130からのディジタル信号を、 A/D， D/Aコン バ一タ 14 1で D/A (Digital Analog) 変換することで、 アナログ信号として、 外部に出力する。

暗号処理手段 1 50は、 例えば、 1チップの L S I (Large Scale Integrated Curcuit) で構成され、 パス 1 1 0を介して供給されるコンテンツとしてのディ ジタル信号の暗号化、 復号処理、 あるいは認証処理を実行し、 暗号データ、 復号 データ等をバス 1 1 0上に出力する構成を持つ。 なお、 暗号処理手段 1 50は 1 チヅプ L S Iに限らず、 各種のソフ トウエア又はハードウエアを組み合わせた構 成によって実現することも可能である。 ソフトウヱァ構成による処理手段として の構成については後段で説明する。

ROM 1 60は、 記録再生装置によって処理されるプログラムデータを格納す る。 CPU 170は、 ROM1 60、 メモリ 1 80に記憶されたプログラムを実 行することで、 MP EGコ一デヅク 130や暗号処理手段 1 50等を制御する。 メモリ 1 80は、 例えば、 不揮発性メモリで、 C P U 170が実行するプログラ ムゃ、 CPU 1 70の動作上必要なデ一夕、 さらにデバイスによって実行される 暗号処理に使用されるキ一セッ トを記憶する。 キ一セッ トについては後段で説明 する。 ドライブ 190は、 ディジタルデータを記録再生可能な記録媒体 195を 駆動することにより、 記録媒体 1 95からディジタルデータを読み出し （再生 し） 、 バス 1 1 0上に出力するとともに、 バス 1 1 0を介して供給されるディジ タルデータを、 記録媒体 195に供給して記録させる。

記録媒体 195は、 例えば、 DVD、 CD等の光ディスク、 光磁気ディスク、 磁気ディスク、 磁気テープ、 あるいは RAM等の半導体メモリ等のディジタルデ 一夕の記憶可能な媒体であり、 本実施の形態では、 ドライブ 1 90に対して着脱 可能な構成であるとする。 ただし、 記録媒体 195は、 記録再生装置 1 00に内 蔵する構成としてもよい。

なお、 図 2に示す暗号処理手段 1 50は、 1つのワンチップ L S Iとして構成 してもよく、 また、 ソフ トウェア、 ハードウェアを組み合わせた構成によって実 現する構成としてもよい。

[キー配信構成としてのツリー （木） 構造について] 次に、 図 1に示すコンテンッ配信側 1 0からコンテンヅ受信側 2 0の各デバイ スに暗号データを配信する場合における各デバイスにおける暗号処理鍵の保有構 成及びデータ配信構成を図 3を用いて説明する。

図 3の最下段に示すナンパ' 0〜 1 5がコンテンツ受信側 2 0の個々のデバイス である。 すなわち図 3に示す階層ツリー （木） 構造の各葉 （リーフ ： leaf) がそ れそれのデバイスに相当する。

各デバイス 0〜 1 5は、 製造時あるいは出荷時、 あるいはその後において、 図 3に示す階層ツリー （木） 構造における、 自分のリーフからルートに至るまでの ノードに割り当てられた鍵 （ノードキー） 及び各リーフのリーフキーからなるキ ーセヅ トをメモリに格納する。 図 3の最下段に示す K 0 0 0 0〜K 1 1 1 1が各 デバイス 0〜 1 5にそれそれ割り当てられたリーフキーであり、 最上段の K R

(ル一トキ一） から、 最下段から 2番目の節 （ノード） に記載されたキー ： K R 〜； 1 1 1をノードキーとする。

図 3に示すッリ一構成において、 例えばデバイス 0はリーフキ一 Κ 0 0 0 0 と、 ノードキー ： K 0 0 0、 K 0 0、 K 0、 K Rを所有する。 デバイス 5は K 0 1 0 1、 K 0 1 0、 K 0 1、 K 0、 K Rを所有する。 デバイス 1 5は、 K 1 1 1 1、 K 1 1 1、 K 1 1、 K 1、 K Rを所有する。 なお、 図 3のッリ一にはデバイスが 0〜1 5の 1 6個のみ記載され、 ツリー構造も 4段構成の均衡のとれた左右対称 構成として示しているが、 さらに多くのデバイスがツリー中に構成され、 また、 ヅリーの各部において異なる段数構成を持つことが可能である。

また、 図 3のツリー構造に含まれる各デバイスには、 様々な記録媒体、 例えば、 デバイス埋め込み型あるいはデバイスに着脱自在に構成された D V D、 C D、 M D、 フラッシュメモリ等を使用する様々なタイプのデバイスが含まれている。 さらに、 様々なアプリケーションサービスが共存可能である。 このような異なる デバイス、 異なるアプリケ一シヨンの共存構成の上に図 3に示すコンテンツある いは鍵配布構成である階層ッリ一構造が適用される。

これらの様々なデバイス、 アプリケーションが共存するシステムにおいて、 例 えば図 3の点線で囲んだ部分、 すなわちデバイス 0 , 1 , 2， 3を同一の記録媒 体を用いる 1つのグループとして設定する。 例えば、 この点線で囲んだグループ 内に含まれるデバイスに対しては、 まとめて、 共通のコンテンツを暗号化してプ 口バイダから送付したり、 各デバイス共通に使用するコンテンツキーを送付した り、 あるいは各デバイスからプロバイダあるいは決済機関等にコンテンツ料金の 支払データをやはり暗号化して出力するといつた処理が実行される。 コンテンツ プロバイダ、 あるいは決済処理機関等、 各デバイスとのデ一夕送受信を行う機関 は、 図 3の点線で囲んだ部分、 すなわちデバイス◦， 1， 2 , 3を 1つのグルー プとして一括してデ一夕を送付する処理を実行する。 このようなグループは、 図 3のツリー中に複数存在する。 コンテンツプロバイダ、 あるいは決済処理機関等、 各デバイスとのデータ送受信を行う機関は、 メヅセージデータ配信手段として機 能する。

なお、 ノードキ一、 リーフキーは、 ある 1つの鍵管理センタによって統括して 管理してもよいし、 各グループに対する様々なデータ送受信を行うプロバイダ、 決済機関等のメッセージデータ配信手段によってグループ毎に管理する構成とし てもよい。 これらのノードキー、 リーフキーは例えばキーの漏洩等の場合に更新 処理が実行され、 この更新処理は鍵管理センタ、 プロバイダ、 決済機関等が実行 する。 '

このツリー構造において、 図 3から明らかなように、 1つのグループに含まれ る 3つのデバイス 0 , 1， 2， 3はノードキーとして共通のキー K 00、 K 0、 KRを保有する。 このノードキー共有構成を利用することにより、 例えば共通の コンテンツキーをデバイス◦ , 1， 2， 3のみに提供することが可能となる。 例 えば、 共通に保有するノ一ドキー Κ 00自体をコンテンツキーとして設定すれば、 新たな鍵送付を実行することなくデバイス 0 , 1， 2， 3のみが共通のコンテン ヅキーの設定が可能である。 また、 新たなコンテンツキー K c 0 ηをノードキー Κ 00で暗号化した値 E n c (K 00， Kc o n) を、 ネッ トワークを介してあ るいは記録媒体に格納してデバイス 0， 1， 2， 3に配布すれば、 デバイス 0， 1 , 2 , 3のみが、 それそれのデバイスにおいて保有する共有ノードキー K 00 を用いて暗号 E n c (K 00 , K c o n) を解いてコンテンツキ一 ： K c o nを 得ることが可能となる。 なお、 Enc (K a, Kb) は Kbを K aによって暗号 ィ匕したデ一夕であることを示す。 また、 ある時点 tにおいて、 デバイス 3の所有する鍵 ： K00 1 1， Κ 00 1 _; Κ 00 , K0， KRが攻撃者 （ハッカー） により解析されて露呈したことが発覚 した場合、 それ以降、 システム （デバイス 0, 1 , 2 , 3のグループ） で送受信 されるデータを守るために、 デバイス 3をシステムから切り離す必要がある。 そ のためには、 ノードキー ： Κ00 1， Κ 00 , K 0， KRをそれぞれ新たな鍵 Κ ( t ) 00 1 , K ( t ) 00, K ( t ) 0 , K (七） Rに更新し、 デバイス 0， 1 , 2にその更新キーを伝える必要がある。 ここで、 K ( t ) a a aは、 鍵 K a a aの世代 （Generation) ： tの更新キ一であることを示す。

更新キーの配布処理ついて説明する。 キ一の更新は、 例えば、 図 4 Aに示す有 効化キーブロック （E KB ： Enabling Key Block) と呼ばれるプロヅクデータに よって構成されるテーブルを例えばネヅ トワーク、 あるいは記録媒体に格納して デバイス 0 , 1 , 2に供給することによって実行される。 なお、 有効化キープ口 ヅク （EKB) は、 図 3に示すようなツリー構造を構成する各リーフに対応する デバイスに新たに更新されたキーを配布するための暗号化キーによって構成され る。 有効化キープロヅク （EKB) は、 キー更新プロヅク （KRB ： Key Renewa 1 Block) と呼ばれることもある。

図 4 Aに示す有効化キ一ブロック （EKB) には、 ノードキーの更新の必要な デバイスのみが更新可能なデータ構成を持つプロ、ソクデータとして構成される。 図 4 A及び図 4 Bの例は、 図 3に示すッリ一構造中のデバイス 0， 1， 2におい て、 世代七の更新ノードキーを配布することを目的として形成ざれたプロックデ —夕である。 図 3から明らかなように、 デバイス 0， デバイス 1は、 更新ノード キーとして K ( t ) 00、 K ( t ) 0、 K (t ) Rが必要であり、 デバイス 2は、 更新ノードキーとして K (七） 00 1、 K (七） 00、 K ( t ) 0、 K (七） R が必要である。

図 4 Aの E KBに示されるように E KBには複数の暗号化キーが含まれる。 最 下段の暗号化キーは、 Enc (K 00 1 0 , K (七） 00 1) である。 これはデ バイス 2の持つリーフキー K 0010によって暗号化された更新ノードキー K ( t ) 00 1であり、 デバイス 2は、 自身の持つリーフキーによってこの暗号化 キーを復号し、 K ( t ) 001を得ることができる。 また、 復号により得た K ( t ) 001を用いて、 図 4 Aの下から 2段目の暗号化キー E n c (K (七） ◦ 0 1， Κ (t) 00) を復号可能となり、 更新ノードキー K ( t ) 00を得るこ とができる。 以下順次、 図 4 Aの上から 2段目の暗号化キー E n c (K ( ) 0 0 , K (t ) 0) を復号し、 更新ノードキー K (t) 0、 図 4Aの上から 1段目 の暗号化キー E nc (K (七） 0， K ( t ) R) を復号し K ( t ) Rを得る。 一 方、 デバイス K 0000. K000 1は、 ノードキ一 K 000は更新する対象に 含まれておらず、 更新ノードキーとして必要なのは、 K ( t ) 00、 K ( t ) 0、 K (t) Rである。 デバイス K 0000. Κ 000 1は、 図 4 Aの上から 3段目 の暗号化キ一Enc (K 000 , K (七） 00) を復号し K ( t ) 00を取得し、 以下、 図 4Aの上から 2段目の暗号化キー Enc (K (七） 00， K ( t ) 0) を復号し、 更新ノードキー K ( ) 0、 図 4 Aの上から 1段目の暗号化キ一 E n c (K ( t ) 0， K ( t ) R) を復号し K ( ) Rを得る。 このようにして、 デ バイス 0， 1 , .2は更新した鍵 K ( t ) Rを得ることができる。 なお、 図 4 Aの インデックスは、 復号キーとして使用するノードキー、 リーフキーの絶対番地を 示す。

図 3に示すツリー構造の上位段のノードキー ： K (t) 0,K (t) Rの更新が 不要であり、 ノードキ一K 00のみの更新処理が必要である場合には、 図 4Bの 有効化キープロヅク （EKB) を用いることで、 更新ノードキ一 K ( t ) 00を デバイス 0.， 1， 2に配布することができる。

図 4 Bに示す E KBは、 例えば特定のグループにおいて共有する新たなコンテ ンヅキーを配布する場合に利用可能である。 具体例として、 図 3に点線で示すグ ループ内のデバイス 0， 1， 2， 3がある記録媒体を用いており、 新たな共通の コンテンツキー K ( t ) c 0 nが必要であるとする。 このとき、 デバイス 0 , 1， 2， 3の共通のノードキ一 K00を更新した K (t) 00を用いて新たな共通の 更新コンテンツキー ： K (七） c 0 nを暗号化したデータ En c (K ( t ) 00， K (t) c on) を図 4 Bに示す EKBとともに配布する。 この配布により、 デ バイス 4など、 その他のグループの機器においては復号されないデータとしての 配布が可能となる。

すなわち、 デバイス 0， 1， 2は EKBを処理して得た K ( t ) 00を用いて 上記暗号文を復号すれば、 t時点でのコンテンツキー K (七） c o nを得ること が可能になる。

[E KBを使用したコンテンツキ一の配布]

図 5に、 t時点でのコンテンヅキ一K ( ) c 0 nを得る処理例として、 K ( ) 0 0を用いて新たな共通のコンテンツキー K (七） c o nを暗号化したデ 一夕 E n c (K (七） 0 0， K (七） c o n) と図 4 Bに示す E K Bとを記録媒 体を介して受領したデバイス 0の処理を示す。 すなわち E KBによる暗号化メヅ セージデータをコンテンツキー K ( t ) c o nとした例である。

図 5に示すように、 デバイス 0は、 記録媒体に格納されている世代 ： 七時点の E KBと自分が予め格納しているノードキー K 0 0 0を用いて上述したと同様の E KB処理により、 ノードキー K (七） 0 0を生成する。 さらに、 復号した更新 ノードキー K (七） 0 0を用いて更新コンテンツキー K ( t ) c o nを復号して、 後にそれを使用するために自分だけが持つリーフキー K 0 0 0 0で暗号化して格 納する。

[E KBのフォーマツ ト]

図 6に有効化キ一ブロック （E KB) のフォーマッ ト例を示す。 バージョン 6 0 1は、 有効化キーブロヅク （E KB) のバージョンを示す識別子である。 なお、 バージョンは最新の E K Bを識別する機能とコンテンツとの対応関係を示す機能 を持つ。 デブスは、 有効化キーブロック （E KB) の配布先のデバイスに対する 階層ツリーの階層数を示す。 デ一夕ポインタ 6 0 3は、 有効化キーブロック （E KB) 中のデータ部の位置を示すポインタであり、 タグポインタ 6 0 4はタグ部 の位置、 署名ポインタ 6 0 5は署名の位置を示すポィン夕である。

データ部 6 0 6は、 例えば更新するノードキーを暗号化したデ一夕を格納する。 例えば図 5に示すような更新されたノードキーに関する各暗号化キー等を格納す る。

タグ部 6 0 7は、 データ部に格納された暗号化されたノードキー、 リーフキー の位置関係を示すタグである。 このタグの付与ルールを図 7 A乃至図 Ί Cを用い て説明する。 図 7 A乃至図 7 Cでは、 データとして先に図 4 Aで説明した有効化 キ一プロヅク （EKB) を送付する例を示している。 この時のデ一夕は、 図 7 B に示すようになる。 このときの暗号化キーに含まれる トヅプノ一ドのァドレスを ト ヅプノードアドレスとする。 この場合は、 ルートキーの更新キー K (t ) Rが 含まれているので、 トップノードアドレスは KRとなる。 このとき、 例えば最上 段のデータ E n c (K ( t ) 0， K ( t ) R) は、 図 7 Aに示す階層ツリーに示 す位置にある。 ここで、 次のデータは、 E n c (K (七） 0 0， K ( t ) 0 ) で あり、 ツリー上では前のデータの左下の位置にある。 データがある場合は、 タグ が 0、 ない場合は 1が設定される。 タグは {左 （L) タグ， 右 （R) タグ } とし て設定される。 最上段のデータ E n c (K (七） ◦， K ( t ) R) の左にはデー 夕があるので、 Lタグ = 0、 右にはデ一夕がないので、 Rタグ = 1 となる。 以下、 全てのデ一夕にタグが設定され、 図 7 Cに示すデータ列、 及びタグ列が構成され る。

タグは、 データ E n c (Kxxx, K yyy) がツリー構造のどこに位置して いるのかを示すために設定されるものである。 データ部に格納されるキーデータ E n c (Kxxx, Ky yy) . . . は、 単純に暗号化されたキーの羅列データ に過ぎないので、 上述したタグによってデータとして格納された暗号化キーのッ リ 上の位置を判別可能としたものである。 上述したタグを用いずに、 先の図 4 A及び図 4 Bで説明した構成のように暗号化データに対応させたノード · ィンデ ックスを用いて、 例えば、

0 : E n c (K (t ) 0 , K (t ) r o o t )

0 0 ： E n c (K (t ) 0 0 , K (t ) 0)

0 0 0 ： E n c (K ( ( t ) 0 0 0 , K (t ) 0 0 ) )

. . . のようなデ一夕構成とすることも可能であるが、 このようなインデヅク スを用いた構成とすると冗長なデータとなりデータ量が増大し、 ネッ トワークを 介する配信等においては好ましくない。 これに対し、 上述した夕グをキ一位置を 示す索引データとして用いることにより、 少ないデ一夕量でキー位置の判別が可 能となる。

図 6に戻って、 E KBフォーマッ トについてさらに説明する。 署名 （Signatur e) は、 有効化キープロヅク （E KB) を発行した例えば鍵管理セン夕、 コンテン ヅプロバイダ、 決済機関等が実行する電子署名である。 E KBを受領したデバイ スは署名検証によって正当な有効化キ一ブロック （EKB) 発行者が発行した有 効化キープロヅク （EKB) であることを確認する。

[E KBを使用したコンテンツキ一及びコンテンッの配信]

上述の例では、 コンテンツキーのみを E KBとともに送付する例について説明 したが、 コンテンツキーで暗号化したコンテンツと、 コンテンツキ一暗号キ一で 暗号化したコンテンツキ一と、 EKBによって暗号化したコンテンヅキー暗号鍵 を併せて送付する構成について以下説明する。

図 8 A及び図 8 Bにこのデ一夕構成を示す。 図 8 Aに示す構成において、 En c (K c on, c o nt e nt) 80 1は、 コンテンツ （Content) をコンテンツ キ一 （Kc on) で暗号化したデータであり、 En c (KEK， Kc on) 80 2は、 コンテンツキー （K c on) をコンテンヅキー暗号キー （KEK ： Key En cryption- ey) で暗号化したデータであり、 Enc (EKB, KEK) 803は、 コンテンツキー暗号キー KEKを有効化キーブロック （EKB) によって暗号化 したデータであることを示す。

ここで、 コンテンツキ一暗号キー KEKは、 図 3で示すノードキ一 （K000 , ； K 00 -) 、 あるいはルートキ一 （KR) 自体であってもよく、 またノードキ一 (K 000， K 00 -) 、 あるいはルートキー （KR) によって暗号化されたキ 一であってもよい。

図 8 Bは、 複数のコンテンツがメディアに記録され、 それそれが同じ En c (E B, KEK) 805を利用している場合の構成例を示す、 このような構成 においては、 各デ一夕に同じ Enc (EKB, KEK) を付加することなく、 E n c (EKB, KEK) にリンクするリンク先を示すデ一タを各デ一夕に付加す る構成とすることができる。

図 9にコンテンツキ一暗号キ一 KEKを、 図 3に示すノードキ一 K 00を更新 した更新ノードキー K (t ) 00として構成した場合の例を示す。 この場合、 図 3の点線枠で囲んだグル一プにおいてデバイス 3が、 例えば鍵の漏洩により リボ —ク （排除） されているとして、 他のグループのメンバ、 すなわち、 デバイス 0 , 1 , 2に対して図 9に示す有効化キープロヅク （EKB) と、 コンテンツキー (K c on) をコンテンヅキー暗号キー （KEK = K (t) 00) で暗号化した データと、 コンテンツ （content) をコンテンツキー (Kc o n) で暗号化したデ 一夕とを配信することにより、 デバイス 0， 1 , 2はコンテンヅを得ることがで ぎる。

図 9の右側には、 デバイス 0における復号手順を示してある。 デバイス 0は、 まず、 受領した有効化キープ口ヅクから自身の保有するリーフキー K 000を用 いた復号処理により、 コンテンツキー暗号キ一 （KEK = K ( t) 00) を取得 する。 次に、 K ( t ) 00による復号によりコンテンヅキー K c 0 nを取得し、 さらにコンテンツキ一 K c 0 nによりコンテンツの復号を行う。 これらの処理に より、 デバイス 0はコンテンツを利用可能となる。 デバイス 1 , 2においても各 々異なる処理手順で EKBを処理することにより、 コンテンヅキ一暗号キー （K EK = K ( t ) 00) を取得することが可能となり、 同様にコンテンツを利用す ることが可能となる。

図 3に示す他のグループのデバイス 4 , 5 , 6···は、 この同様のデ一夕 （EK B) を受信したとしても、 自身の保有するリーフキ一、 ノ一ドキ一を用いてコン テンヅキー暗号キ一 （KEK二 K ( t ) 00) を取得することができない。 同様 にリボークされたデバイス 3においても、 自身の保有するリ一フキ一、 ノードキ 一では、 コンテンツキー暗号キ一 （KEK-K ( t ) 00) を取得することがで きず、 正当な権利を有するデバイスのみがコンテンヅを復号して利用することが 可能となる。

このように、 E KBを利用したコンテンツキーの配送を用いれば、 データ量を 少なく して、 かつ安全に正当権利者のみが復号可能とした暗号化コンテンツを配 信することが可能となる。

なお、 有効化キープロヅク （EKB) 、 コンテンツキー、 暗号化コンテンツ等 は、 ネッ トワークを介して安全に配信することが可能な構成であるが、 有効化キ —ブロック （EKB) 、 コンテンツキ一、 暗号化コンテンツを D VD、 CD等の 記録媒体に格納してユーザに提供することも可能である。 この場合、 記録媒体に 格納された暗号化コンテンツの復号には、 同一の記録媒体に格納された有効化キ —ブロヅク （EKB) の復号により得られるコンテンツキ一を使用するように構 成すれば、 予め正当権利者のみが保有するリーフキー、 ノードキーによってのみ 利用可能な暗号化コンテンツの配布処理、 すなわち利用可能なユーザデバイスを 限定したコンテンツ配布が簡易な構成で実現可能となる。

図 10に記録媒体に暗号化コンテンヅとともに有効化キープ口ヅク （ E K B ) を格納した構成例を示す。 図 1 0に示す例においては、 記録媒体にコンテンツ C 1〜 C 4が格納され、 さらに各格納コンテンヅに対応するの有効化キープ口ック (E KB) を対応付けたデータが格納され、 さらにバージョン Mの有効化キープ ロック （E KB„M) が格納されている。 例えば E KB— 1はコンテンツ C 1を 暗号化したコンテンツキー K c 0 n 1を生成するのに使用され、 例えば EKB— 2はコンテンツ C 2を暗号化したコンテンツキー K c 0 n 2を生成するのに使用 される。 この例では、 バージョン Mの有効化キープロヅク （EKB— M) が記録 媒体に格納されており、 コンテンツ C 3 , C 4は有効化キーブロック （EKB— M) に対応付けられているので、 有効化キープロヅク （EKB— M) の復号によ りコンテンツ C 3 , C 4のコンテンツキーを取得することができる。 EKB— 1、 E KB— 2はディスクに格納されていないので、 新たな提供手段、 例えばネヅ ト ワーク配信、 あるいは記録媒体による配信によってそれそれのコンテンツキーを 復号するために必要な EKB— 1， EKB— 2を取得することが必要となる。 図 1 1 A及び図 1 1 Bに、 複数のデバイス間でコンテンヅキーが流通する場合 の E KBを利用したコンテンツキーの配信と、 従来のコンテンツキー配信処理の 比較例を示す。 図 1 1 Aが従来構成であり、 図 1 1 Bが本発明の有効化キープ口 ヅク （EKB) を利用した例である。 なお、 図 1 1 A及び図 1 1 Bにおいて Ka (Kb) は、 K bを K aで暗号化したデータであることを示す。

図 1 1 Aに示すように、 従来は、 デ一夕送受信者の正当性を確認し、 またデー 夕送信の暗号化処理に使用するセヅシヨンキー K s e sを共有するために各デバ イス間において、 認証処理及び鍵交換処理 （AKE ： Authentication and Key E xchange) を実行し、 認証が成立したことを条件としてセヅシヨンキー K s e sで コンテンツキー K c o nを暗号化して送信する処理を行なっていた。

例えば図 1 1 Aの PCにおいては、 受信したセヅシヨンキーで暗号化したコン テンツキ一 Ks e s (Kc on) をセッションキーで復号して K c o nを得るこ とが可能であり、 さらに取得した K c 0 nを P C自体の保有する保存キ一 K s t rで暗号化して自身のメモリに保存することが可能となる。

図 1 1 Aにおいて、 コンテンツプロバイダは、 図 1 1 Aの記録デバイス 1 1 0 1にのみデ一夕を利用可能な形で配信したい場合でも、 間に P C、 再生装置が存 在する場合は、 図 1 1 Aに示すように認証処理を実行し、 それぞれのセッション キーでコンテンツキーを暗号化して配信するといつた処理が必要となる。 また、 間に介在する P C、 再生装置においても認証処理において生成し共有することに なったセヅシヨンキ一を用いることで暗号化コンテンツキ一を復号してコンテン ヅキ一を取得可能となる。

一方、 図 1 1 Bの下段に示す有効化キーブロック （EKB) を利用した例にお いては、 コンテンツプロバイダから有効化キ一ブロック (E KB) と、 有効化キ —プロヅク （EKB) の処理によって得られるノードキー、 又はル一トキ一によ つてコンテンツキ一 K c 0 nを暗号化したデ一夕 （図の例では Kr o o t (K c o n) ) を配信することにより、 配信した E KBの処理が可能な機器においての みコンテンツキ一K c 0 nを復号して取得することが可能になる。

従って、 例えば図 1 1 Bの右端にのみ利用可能な有効化キープロヅク （EK B) を生成して、 その有効化キーブロック （EKB) と、 その EKB処理によつ て得られるノ一ドキー、 又はルートキーによってコンテンツキー K c 0 nを暗号 化したデ一夕を併せて送ることにより、 間に存在する P C、 再生機器等は、 自身 の有するリーフキー、 ノードキーによっては、 E KBの処理を実行することがで きない。 従って、 デ一夕送受信デバイス藺での認証処理、 セヅシヨンキーの生成、 セヅシヨンキーによるコンテンツキー K c 0 nの暗号化処理といった処理を実行 することなく、 安全に正当なデバイスに対してのみ利用可能なコンテンツキーを 配信することが可能となる。

P C、 記録再生器にも利用可能なコンテンツキーを配信したい場合は、 それそ れにおいて処理可能な有効化キープロヅク （EKB) を生成して、 配信すること により、 共通のコンテンヅキ一を取得することが可能となる。

[有効化キ一プロヅク （EKB) を使用した認証キーの配信 （共通鍵方 式） ]

上述の有効化キ一プロヅク （EKB) を使用したデ一夕あるいはキ一の配信に おいて、 デバイス間で転送される有効化キープロック （EKB) 及びコンテンツ あるいはコンテンツキーは常に同じ暗号化形態を維持しているため、 データ伝走 路を盗み出して記録し、 再度、 後で転送する、 いわゆるリブレイァ夕ヅクにより、 不正コピーが生成される可能性がある。 これを防ぐ構成としては、 デ一夕転送デ バイス間において、 従来と同様の認証処理及び鍵交換処理を実行することが有効 な手段である。 ここでは、 この認証処理及び鍵交換処理を実行する際に使用する 認証キー K ak eを上述の有効化キーブロック （EKB) を使用してデバイスに 配信することにより、 安全な秘密鍵として共有する認証キーを持ち、 共通鍵方式 に従つた認証処理を実行する構成について説明する。 すなわち E K Bによる暗号 化メッセージデータを認証キーとした例である。

図 1 2に、 共通鍵暗号方式を用いた相互認証方法 （IS0/IEC 9798-2) を示す。 図 1 2においては、 共通鍵暗号方式として DE Sを用いているが、 共通鍵暗号方 式であれば他の方式も可能である。 図 12において、 まず、 Bが 64ビットの乱 数 Rbを生成し、 R b及び自己の I Dである I D (b) を Aに送信する。 これを 受信した Aは、 新たに 64ビッ トの乱数 R aを生成し、 Ra、 Rb、 I D (b) の順に、 D ESの C B Cモードで鍵 K a bを用いてデータを暗号化し、 Bに返送 する。 なお、 鍵 Kabは、 A及び Bに共通の秘密鍵としてそれそれの記録素子内 に格納する鍵である。 DE Sの CB Cモードを用いた鍵 K a bによる暗号化処理 は、 例えば DE Sを用いた処理においては、 初期値と R aとの排他的論理和を求 め、 DE S暗号化部において、 鍵 Kabを用いて暗号化し、 暗号文 E 1を生成し、 続けて暗号文 E 1と R bとの排他的論理和を求め、 DE S暗号化部において、 鍵 Kabを用いて暗号化し、 暗号文 E 2を生成し、 さらに、 暗号文 E 2と I D (b) との排他的論理和を求め、 DE S暗号化部において、 鍵 Kabを用いて暗 号化して生成した暗号文 E 3とによって送信データ （Token-AB) を生成する。 これを受信した Bは、 受信データを、 やはり共通の秘密鍵としてそれそれの記 録素子内に格納する鍵 Kab (認証キ一） で復号化する。 受信データの復号化方 法は、 まず、 暗号文 E 1を認証キ一 K a bで復号化し、 乱数 R aを得る。 次に、 暗号文 E 2を認証キー K a bで復号化し、 その結果と E 1の排他的論理和を求め、 Rbを得る。 最後に、 暗号文 E 3を認証キー Kabで復号化し、 その結果と E 2 の排他的論理和を求め、 I D(b)を得る。 こうして得られた R a、 R b、 I D (b )の内、 Rb及び I D(b )が、 Bが送信したものと一致するか検証する。 この 検証に通った場合、 Bは Aを正当なものとして認証する。

次に; Bは、 認証後に使用するセヅシヨンキー （K s e s) を生成する （生成方 法は、 乱数を用いる） 。 そして、 R b、 R a、 K s e sの順に、 D E Sの CB C モードで認証キー K a bを用いて暗号化し、 Aに返送する。

これを受信した Aは、 受信デ一タを認証キー K a bで復号化する。 受信データ の復号化方法は、 Bの復号化処理と同様であるので、 ここでは詳細を省略する。 こうして得られた R b、 R a、 K s e sの内、 1 及び1 &が、 Aが送信したも のと一致するか検証する。 この検証に通った場合、 Aは Bを正当なものとして認 証する。 互いに相手を認証した後には、 セヅシヨンキー K s e sは、 認証後の秘 密通信のための共通鍵として利用される。 - なお、 受信データの検証の際に、 不正、 不一致が見つかった場合には、 相互認 証が失敗したものとして処理を中断する。

上述の認証処理においては、 A, Bは共通の認証キー K a bを共有する。 この 共通鍵 K a bを上述の有効化キ一プロヅク （E KB) を使用してデバイスに配信 する。

例えば、 図 1 2の例では、 A, 又は Bのいずれかが他方が復号可能な有効化キ 一ブロック （E KB) を生成して生成した有効化キーブロヅク （EKB) によつ て認証キ一 K a bを暗号化して、 他方に送信する構成としてもよいし、 あるいは 第 3者がデバイス A, Bに対して双方が利用可能な有効化キ プロヅク （E K B) を生成してデバイス A, Bに対して生成した有効化キーブロック （EKB) によって認証キー K a bを暗号化して配信する構成としてもよい。

図 1 3及び図 1 4に複数のデバイスに共通の認証キー K a k eを有効化キープ ロック （E KB) によって配信する構成例を示す。 図 1 3はデバイス 0 , 1， 2， 3に対して復号可能な認証キー K ak eを配信する例、 図 1 4はデバイス 0， 1， 2 , 3中のデバイス 3をリポーク （排除） してデバイス 0 , 1 , 2に対してのみ 復号可能な認証キーを配信する例を示す。

図 1 3の例では、 更新ノードキー K ( t ) 0 0によって、 認証キー K ak eを 暗号化したデ一夕とともに、 デバイス 0， 1， 2， 3においてそれぞれの有する ノードキー、 リーフキ一を用いて更新されたノードキー K (七） 00を復号可能 な有効化キーブロック （EKB) を生成して配信する。 それそれのデバイスは、 図 1 3の右側に示すようにまず、 EKBを処理 （復号） することにより、 更新さ れたノードキー K ( t ) 00を取得し、 次に、 取得したノードキー K (七） 00 を用いて暗号化された認証キ一 ： Enc (K ( ) 00 , K ak e) を復号して 認証キー K ak eを得ることが可能となる。

その他のデバイス 4 , 5 , 6 , 7…は同一の有効化キーブロック （EKB) を 受信しても自身の保有するノードキー、 リーフキーでは、 E KBを処理して更新 されたノ一ドキー K ( ) 00を取得することができないので、 安全に正当なデ バイスに対してのみ認証キ一を送付することができる。

一方、 図 14の例は、 図 3の点線枠で囲んだグループにおいてデバイス 3.が、 例えば鍵の漏洩により リポーク （排除） されているとして、 他のグループのメン ノ 、 すなわち、 デバイス 0， 1 , 2に対してのみ復号可能な有効化キーブロック (EKB) を生成して配信した例である。 図 14に示す有効化キ一ブロック （E KB) と、 認証キー （Kake) をノ一ドキ一 （K ( t ) 00) で暗号化したデ —夕を配信する。

図 14の右側には、 復号手順を示してある。 デバイス 0, 1， 2は、 まず、 受 領した有効化キープ口ヅクから自身の保有するリーフキー又はノードキ一を用い た復号処理により、 更新ノードキー （K ( t ) 00) 'を取得する。 次に、 · K ( t ) 00による復号により認証キ一 K a k eを取得する。

図 3に示す他のグループのデバイス 4 , 5 , 6…は、 この同様のデ一夕 （EK B) を受信したとしても、 自身の保有するリーフキー、 ノードキーを用いて更新 ノードキー （K (t) 00) を取得することができない。 同様にリボ一クされた デバイス 3においても、 自身の保有するリーフキー、 ノードキ一では、 更新ノー ドキ一 （K (t) 00) を取得することができず、 正当な権利を有するデバイス のみが認証キーを復号して利用することが可能となる。

このように、 E KBを利用した認証キーの配送を用いれば、 データ量を少なく して、 かつ安全に正当権利者のみが復号可能とした認証キーを配信することが可 能となる。

[公開鍵認証と有効化キ一ブロック （EKB) を使用したコンテンツキーの 配信]

次に、 公開鍵認証と有効化キーブロック （EKB) を使用したコンテンヅキー の配信処理について説明する。 まず、 公開鍵暗号方式である 1 60ビヅ ト長の楕 円曲線暗号を用いた相互認証方法を、 図 1 5を用いて説明する。 図 1 5において、 公鬨鍵暗号方式として E C Cを用いているが、 同様な公鬨鍵暗号方式であればい ずれでもよい。 また、 鍵サイズも 1 6 0ビットでなくてもよい。 図 1 5において、 まず Bが、 64ビットの乱数 Rbを生成し、 Aに送信する。 これを受信した Aは、 新たに 64ビヅ卜の乱数 R a及び素数 pより小さい乱数 A kを生成する。 そして、 ベースポイント Gを Ak倍した点 A v = Ak X Gを求め、 Ra、 Rb、 A v (X 座標と Y座標） に対する電子署名 A. S i gを生成し、 Aの公開鍵証明書ととも に Bに返送する。 ここで、 R a及び R bはそれそれ 64ビット、 Avの X座標と Υ座標がそれそれ 1 60ビヅ トであるので、 合計 448ビヅ トに対する電子署名 +を生成する。

Αの公開鍵証明書、 R a、 R b、 Av、 電子署名 Α. 3 ;1 を受信した8は、 Aが送信してきた R bが、 Bが生成したものと一致するか検証する。 その結果、 一致していた場合には、 Aの公開鍵証明書内の電子署名を認証局の公開鍵で検証 し、 Aの公開鍵を取り出す。 そして、 取り出した Aの公閧鍵を用い電子署名 A. S i gを検証する。

次に、 Bは、 素数 pより小さい乱数 Bkを生成する。 そして、 ベースポイント Gを Bk倍した点 Bv = Bkx Gを求め、 Rb、 R a、 B v (X座標と Y座標） に対する電子署名 Β. S i gを生成し、 Bの公開鍵証明書とともに Aに返送する _c

Bの公開鍵証明書、 R b、 R a、 Av、 電子署名 B . S i gを受信した Αは、 Bが送信してきた R aが、 Aが生成したものと一致するか検証する。 その結果、 一致していた場合には、 Bの公開鍵証明書内の電子署名を認証局の公開鍵で検証 し、 Bの公閧鍵を取り出す。 そして、 取り出した Bの公開鍵を用い電子署名 B . S i gを検証する。 電子署名の検証に成功した後、 Aは Bを正当なものとして認 証する。 両者が認証に成功した場合には、 Bは BkxAv (Bkは乱数だが、 Avは楕 円曲線上の点であるため、 楕円曲線上の点のスカラー倍計算が必要） を計算し、 Αは AkxB Vを計算し、 これら点の X座標の下位 64ビヅ トをセッションキー として以降の通信に使用する （共通鍵暗号を 64ビッ ト鍵長の共通鍵暗号とした 場合） 。 もちろん、 Y座標からセッション鍵を生成してもよいし、 下位 64ビヅ トでなくてもよい。 なお、 相互認証後の秘密通信においては、 送信データはセッ ションキーで暗号化されるだけでなく、 電子署名も付されることがある。

電子署名の検証や受信データの検証の際に、 不正、 不一致が見つかった場合に は、 相互認証が失敗したものとして処理を中断する。

図 1 6に公鬨鍵認証と有効化キーブロック （EKB) を使用したコンテンツキ 一の配信処理例を示す。 まずコンテンツプロバイダと P C間において図 1 5で説 明した公開鍵方式による認証処理が実行される。 コンテンヅプロバイダは、 コン テンヅキー配信先である再生装置、 記録媒体の有するノードキー、 リーフキーに よって復号可能な E KBを生成して、 更新ノ一ドキーによる暗号化を実行したコ ンテンツキ一 E (Kc o n) と、 有効化キ一ブロック （EKB) とを P C間の認 証処理において生成したセッションキー K s e sで暗号化して P Cに送信する。

P Cはセッションキーで暗号化された [更新ノードキーによる暗号化を実行し たコンテンヅキー E (K c on) と、 有効化キープロヅク （EKB) ] をセヅシ ヨンキーで復号した後、 再生装置、 記録媒体に送信する。

再生装置、 記録媒体は、 自身の保有するノードキー又はリーフキーによって [更新ノードキ一による暗号化を実行したコンテンツキー E (K c o n) と、 有 効化キープロヅク （EKB) ] を復号することによってコンテンツキー K c 0 n を取得する。

この構成によれば、 コンテンツプロバイダと P C間での認証を条件として [更 新ノードキーによる暗号化を実行したコンテンツキ一E (Kc o n) と、 有効化 キーブロック （EKB) ] が送信されるので、 例えば、 ノードキーの漏洩があつ た場合でも、 確実な相手に対するデータ送信が可能となる。

[プログラムコードの有効化キーブロック （EKB) を使用した配信] 上述した例では、 コンテンツキー、 認証キー等を有効化キーブロック （EK B) を用いて暗号化して配信する方法を説明したが、 様々なプログラムコードを 有効化キ一ブロック （EKB) を用いて配信する構成も可能である。 すなわち E KBによる暗号化メヅセージデータをプログラムコードとした例である。 以下、 この構成について説明する。

図 1 7にプログラムコードを有効化キーブロック （EKB) の例えば更新ノ一 ドキ一によって暗号化してデバイス間で送信する例を示す。 デバイス 1 70 1は、 デバイス 1 702の有するノードキー、 リーフキーによって復号可能な有効化キ 一プロヅク （EKB) と、 有効化キ一ブロック （EKB) に含まれる更新ノード キーで暗号処理したプログラムコードをデバイス 1702に送信する。 デバイス 1 702は受信した E KBを処理して更新ノードキーを取得して、 さらに取得し た更新ノードキーによってプログラムコードの復号を実行して、 プログラムコー ドを得る。

図 1 7に示す例では、 さらに、 デバイス 1702において取得したプログラム コードによる処理を実行して、 その結果をデバイス 170 1に返して、 デバイス 1 70 1がその結果に基づいて、 さらに処理を続行する例を示している。

このように有効化キーブロック （EKB) と、 有効化キープロヅク （EKB) に含まれる更新ノードキーで暗号処理したプログラムコードを配信することによ り、 特定のデバイスにおいて解読可能なプログラムコードを前述の図 3で示した 特定のデバイス、 あるいはグループに対して配信することが可能となる。

[送信コンテンツに対するチェック値 （I CV integrity Check Value) を 対応させる構成]

次に、 コンテンツの改竄を防止するためにコンテンツのィンテグリティ · チェ ヅク値 （I CV) を生成して、 コンテンツに対応付けて、 I CVの計算により、 コンテンツ改竄の有無を判定する処理構成について説明する。

コンテンツのィンテグリティ . チェヅク値 （I CV) は、 例えばコンテンツに 対するハッシュ関数を用いて計算され、 I C V = h a s h (K i c v， C I , C 2， ···） によって計算される。 K i c vは I C V生成キーである。 C I , C 2は コンテンツの情報であり、 コンテンツの重要情報のメヅセージ認証符号 （MAC ： Message authentication Code) が使用される。 D E S暗号処理構成を用いた MAC値生成例を図 18に示す。 図 18の構成に 示すように対象となるメッセージを 8バイ ト単位に分割し、 （以下、 分割された メッセージを Ml、 M2、 . . ·、 MNとする） 、 まず、 初期値 （Initial Valu e (以下、 I Vとする） ） と M 1の排他的論理和を求める （その結果を I 1とす る） 。 次に、 I 1を D E S暗号化部に入れ、 鍵 （以下、 K 1とする） を用いて暗 号化する （出力を E 1とする） 。 続けて、 E 1及び M 2の排他的論理和を求め、 その出力 I 2を D E S暗号化部へ入れ、 鍵 K 1を用いて暗号化する （出力 E 2 ) 。 以下、 これを繰り返し、 全てのメッセージに対して暗号化処理を施す。 最後に出 てきた E Nがメッセージ認証符号 （MAC (Message Authentication Code) ) と なる。

このようなコンテンツの MAC値と I CV生成キーにハヅシュ関数を適用して 用いてコンテンツのインテグリティ ' チェック値 （I CV) が生成される。 改竄 のないことが保証された例えばコンテンツ生成時に生成した I CVと、 新たにコ ンテンッに基づいて生成した I CVとを比較して同一の I CVが得られればコン テンッに改竄のないことが保証され、 I CVが異なれば、 改竄があつたと判定さ れる。

[チェック値 （I CV) の生成キー K i c Vを E KBによって配布する構 成]

次に、 コンテンツのィンテグリティ ' チェヅク値 （I CV) 生成キーである K i c Vを上述の有効化キープ口ヅクによって送付する構成について説明する。 す なわち E K Bによる暗号化メヅセージデータをコンテンツのインテグリティ · チ ェヅク値 （I C V) 生成キーとした例である。

図 1 9及び図 20に複数のデバイスに共通のコンテンツを送付した場合、 それ らのコンテンツの改竄の有無を検証するためのィンテグリティ · チェヅク値生成 キー K i c Vを有効化キープロヅク （EKB) によって配信する構成例を示す。 図 1 9はデバイス 0 , 1， 2, 3に対して復号可能なチェヅク値生成キー K i c Vを配信する例、 図 20はデバイス 0 , 1， 2 , 3中のデバイス 3をリボーク (排除） してデバイス 0 , 1 , 2に対してのみ復号可能なチェック値生成キ一 K i c Vを配信する例を示す。 図 1 9の例では、 更新ノードキー K ( t ) 0 0によって、 チェヅク値生成キー K i c Vを暗号化したデータとともに、 デバイス 0， 1 , 2 , 3においてそれそ れの有するノードキー、 リ一フキーを用いて更新されたノードキ一 K (七） 0 0 を復号可能な有効化キーブロック （E KB) を生成して配信する。 それそれのデ バイスは、 図 1 9の右側に示すようにまず、 E KBを処理 （復号） することによ り、 更新されたノードキー K (t ) 0 0を取得し、 次に、 取得したノードキー K (t ) 0 0を用いて暗号化されたチェック値生成キー ： E n c (K (七） 0 0 , K i e v) を復号してチェック値生成キー K i c Vを得ることが可能となる。 その他のデバイス 4 , 5 , 6 , 7…は同一の有効化キーブロック （E KB) を 受信しても自身の保有するノードキー、 リーフキーでは、 E KBを処理して更新 されたノードキー K ( t ) 0 0を取得することができないので、 安全に正当なデ バイスに対してのみチェヅク値生成キーを送付することができる。

一方、 図 2 0の例は、 図 3の点線枠で囲んだグループにおいてデバイス 3が、 例えば鍵の漏洩により リボーク （排除） されているとして、 他のグループのメン Λ すなわち、 デバイス 0 , 1 ， 2に対してのみ復号可能な有効化キープロヅク (E KB) を生成して配信した例である。 図 2 0に示す有効化キ一プロヅク （E KB) と、 チヱヅク値生成キー （K i e v) をノードキー （K ( t ) 0 0) で暗 号化したデータを配信する。

図 2 0の右側には、 復号手順を示してある。 デバイス 0， 1， 2は、 まず、 受 領した有効化キープ口ックから自身の保有するリ フキー又はノードキーを用い た復号処理により、 更新ノードキー （K (七） 0 0 ) を取得する。 次に、 K ( t ) 0 0による復号によりチェヅク値生成キ一 K i c Vを取得する。

図 3に示す他のグループのデバイス 4， 5， 6…は、 この同様のデータ （E K B) を受信したとしても、 自身の保有するリーフキー、 ノードキーを用いて更新 ノードキー （K ( t ) 0 0) を取得することができない。 同様にリボークされた デバイス 3においても、 自身の保有するリーフキー、 ノードキーでは、 更新ノー ドキー （K (t ) 0 0 ) を取得することができず、 正当な権利を有するデバイス のみがチェック値生成キ一を復号して利用することが可能となる。

このように、 E KBを利用したチヱヅク値生成キーの配送を用いれば、 デ一夕 量を少なく して、 かつ安全に正当権利者のみが復号可能としたチェック値生成キ 一を配信することが可能となる。

このようなコンテンツのインテグリティ ' チェック値 （I CV) を用いること により、 EKBと暗号化コンテンツの不正コピーを排除することができる。 例え ば図 2 1 A及び図 2 1 Bに示すように、 コンテンヅ C 1とコンテンツ C 2とをそ れそれのコンテンツキーを取得可能な有効化キ一ブロック （EKB) とともに格 納したメディア 1があり、 これをそのままメディア 2にコピーした場合を想定す る。 E KBと暗号化コンテンツのコピーは可能であり、 これを E KBを復号可能 なデバイスでは利用できることになる。

図 2 1 Bに示すように各メディアに正当に格納されたコンテンツに対応付けて インテグリティ ' チェック値 （I CV (C 1 , C 2 ) ) を格納する構成とする。 なお、 （ I C V ( C 1 , C 2 ) ) は、 コンテンツ C 1とコンテンツ C 2にハヅシ ュ関数を用いて計算されるコンテンツのィンテグリティ ' チェヅク値である I C V二 ha sh (K i e , C I , C 2 ) を示している。 図 2 1 Bの構成において、 メディア 1には正当にコンテンツ 1とコンテンツ 2が格納され、 コンテンツ C 1 とコンテンツ C 2に基づいて生成されたィンテグリティ ' チェック値 （I C V (C 1 , C 2 ) ) が格納される。 また、 メディア 2には正当にコンテンツ 1が格 納され、 コンテンツ C 1に基づいて生成されたィンテグリティ ' チェヅク値 （I C V (C 1 ) ) が格納される。 この構成において、 メディア 1に格納された {E KB , コンテンツ 2}·をメディア 2にコピーしたとすると、'メディア 2で、 コン テンヅチェヅク値を新たに生成すると I CV (C 1 , C 2 ) が生成されることに なり、 メディアに格納されている K i c V (C 1 ) と異なり、 コンテンツの改竄 あるいは不正なコピーによる新たなコンテンツの格納が実行されたことが明らか になる。 メディアを再生するデバイスにおいて、 再生ステップの前ステヅプに I CVチヱヅクを実行して、 生成 I CVと格納 I CVの一致を判別し、 一致しない 場合は、 再生を実行しない構成とすることにより、 不正コピ一のコンテンツの再 生を防止することが可能となる。

また、 さらに、 安全性を高めるため、 コンテンツのインテグリティ ' チェック 値 （I CV) を書き換えカウンタを含めたデータに基づいて生成する構成として もよい。 すなわち I CV = ha s h (K i e v, c oun t e r + 1 , C I , C 2 , ···) によって計算する構成とする。 ここで、 カウンタ （c o unt e ;r + 1 ) は、 I CVの書き換え毎に 1つインクリメントされる値として設定する。 な お、 カウン夕値はセキュアなメモリに格納する構成とすることが必要である。 さらに、 コンテンツのインテグリティ ' チェック値 （I CV) をコンテンヅと 同一メディァに格納することができない構成においては、 コンテンツのィンテグ リティ · チェヅク値 （I CV) をコンテンツとは別のメディア上に格納する構成 としてもよい。 ·

例えば、 読み込み専用メディアや通常の MO等のコピー防止策のとられていな いメディアにコンテンツを格納する場合、 同一メディアにインテグリティ · チェ ヅク値 （ I CV) を格納すると I CVの書き換えが不正なユーザによりなされる 可能性があり、 I CVの安全性が保てないおそれがある。 このような場合、 ホス トマシン上の安全なメディアに I CVを格納して、 コンテンツのコピーコントロ —ル （例えば check- in/check- out、 move) に I C Vを使用する構成とすることに より、 I CVの安全な管理及びコンテンツの改竄チヱヅクが可能となる。

この構成例を図 2 2に示す。 図 2 2では読み込み専用メディアや通常の MO等 のコピー防止策のとられていないメディア 22 0 1にコンテンツが格納され、 こ れらのコンテンツに関するインテグリティ ' チェック値 （ I C V ) を、 ユーザが 自由にアクセスすることの許可されないホストマシン上の安全なメディア 2 2 0 2に格納し、 ユーザによる不正なィンテグリティ ·'チェヅク値 （ェ C V) の書き 換えを防止した例である。 このような構成として、 例えばメディア 2 2 0 1を装 着したデバイスがメディア 220 1の再生を実行する際にホス トマシンである P C、 サーバにおいて I CVのチェックを実行して再生の可否を判定する構成とす れば、 不正なコピーコンテンツあるいは改竄コンテンッの再生を防止できる。

[階層ヅリー構造のカテゴリ分類]

暗号鍵をルートキー、 ノードキー、 リーフキー等、 図 3の階層ヅリー構造とし て構成し、 コンテンツキー、 認証キー、 I CV生成キー、 あるいはプログラムコ ード、 データ等を有効化キーブロヅク （EKB) とともに暗号化して配信する構 成について説明してきたが、 ノードキー等を定義している階層ヅリー構造を各デ バイスのカテゴリ毎に分類して効率的なキー更新処理、 暗号化キー配信、 データ 配信を実行する構成について、 以下説明する。

図 2 3に階層ツリー構造のカテゴリの分類の一例を示す。 図 2 3において、 階 層ッリー構造の最上段には、 ルートキ一 K r 0 o t 2 3 0 1が設定され、 以下の 中間段にはノードキー 2 3 0 2が設定され、 最下段には、 リーフキ一 2 3◦ 3が 設定される。 各デバイスは個々のリーフキーと、 リーフキーからルートキ一に至 る一連のノードキー、 ル一トキ一を保有する。

ここで、 一例として最上段から第 M段目のあるノードをカテゴリノード 2 3 0 4として設定する。 すなわち第 M段目のノードの各々を特定カテゴリのデバイス 設定ノードとする。 第 M段の 1つのノードを頂点として以下、 M + 1段以下のノ 一ド、 リーフは、 そのカテゴリに含まれるデバイスに闋するノード及びリーフと する。

例えば図 2 3の第 M段目の 1つのノード 2 3 0 5にはカテゴリ [メモリスティ ヅク （商標） ] が設定され、 このノード以下に連なるノ一ド、 リーフはメモリス ティ ヅクを使用した様々なデバイスを含むカテゴリ専用のノード又はリーフとし て設定される。 すなわち、 ノ一ド 2 3 0 5以下を、 メモリスティ ヅクのカテゴリ に定義されるデバイスの関連ノード、 及びリーフの集合として定義する。

さらに、 M段から数段分下位の段をサブカテゴリノード 2 3 0 6として設定す ることができる。 例えば図に示すようにカテゴリ [メモリスティ ヅク] ノード 2 3 0 5の 2段下のノードに、 メモリスティ ヅクを使用したデバイスのカテゴリに 含まれるサブカテゴリノードとして、 [再生専用器] のノードを設定する。 さら に、 サブカテゴリノードである再生専用器のノード 2 3 0 6以下に、 再生専用器 のカテゴリに含まれる音楽再生機能付き電話のノード 2 3 0 7が設定され、 さら にその下位に、 音楽再生機能付き電話のカテゴリに含まれる [ P H S ] ノード 2 3 0 8 と [携帯電話] ノード 2 3 0 9を設定することができる。

さらに、 カテゴリ、 サブカテゴリは、 デバイスの種類のみならず、 例えばある メーカー、 コンテンツプロバイダ、 決済機関等が独自に管理するノード、 すなわ ち処理単位、 管轄単位、 あるいは提供サービス単位等、 任意の単位 （これらを総 称して以下、 エンティティ と呼ぶ） で設定することが可能である。 例えば 1つの カテゴリノードをゲーム機器メーカーの販売するゲーム機器 XYZ専用の頂点ノ 一ドとして設定すれば、 メーカーの販売するゲーム機器 ΧΥΖにその頂点ノード 以下の下段のノードキー、 リーフキーを格納して販売することが可能となり、 そ の後、 暗号化コンテンツの配信、 あるいは各種キーの配信、 更新処理を、 その頂 点ノードキー以下のノードキ一、 リーフキーによって構成される有効化キ一プロ ヅク （Ε ΚΒ) を生成して配信し、 頂点ノード以下のデバイスに対してのみ利用 可能なデ一夕が配信可能となる。

このように、 1つのノードを頂点としして、 以下のノードをその頂点ノードに 定義されたカテゴリ、 あるいはサブカテゴリの関連ノードとして設定する構成と することにより、 カテゴリ段、 あるいはサブカテゴリ段の 1つの頂点ノードを管 理するメーカー、 コンテンヅプロバイダ等がそのノードを頂点とする有効化キ一 プロヅク （ΕΚΒ) を独自に生成して、 頂点ノード以下に属するデバイスに配信 する構成が可能となり、 頂点ノードに属さない他のカテゴリのノードに属するデ バイスには全く影響を及ぼさずにキー更新を実行することができる。

[簡略 E KBによるキー配信構成 （ 1 ) ]

先に説明した例えば図 3のッリ一構成において、 キ一、 例えばコンテンツキー を所定デバイス （リーフ） 宛に送付する場合、 キー配布先デバイスの所有してい る リーフキ一、 ノードキ一を用いて復号可能な有効化キ一ブロック （E KB) を 生成して提供する。 例えば図 2 4 Aに示すヅリー構成において、 リーフを構成す るデバイス a, g， j に対してキー、 例えばコンテンツキーを送信する場合、 a , S , j の各ノードにおいて復号可能な有効化キープロヅク （E KB) を生成して 配信する。

例えば更新ル一トキ一 K (七） r o o tでコンテンツキ一K (七） c o nを暗 号化処理し、 E KBとともに配信する場合を考える。 この場合、 デバイス a, g₃ jは、 それそれが図 2 4 Bに示すリ一フ及びノードキーを用いて、 EKBの処理 を実行して K ( t ) r o o tを取得し、 取得した更新ルートキ一 K (t ) r 0 0 tによってコンテンツキー K ( t ) c o nの復号処理を実行してコンテンツキ一 を得る。

この場合に提供される有効化キ一プロヅク （EKB) の構成は、 図 2 5に示す ようになる。 図 2 5に示す有効化キーブロック （EKB) は、 先の図 6で説明し た有効化キ一ブロック （EKB) のフォーマッ トにしたがって構成されたもので あり、 データ （暗号化キー） と対応するタグとを持つ。 タグは、 先に図 7 A乃至 図 7 Cを用いて説明したように左 （L) 、 右 （R) 、 それそれの方向にデータが あれば 0、 無ければ 1を示している。

有効化キーブロック （EKB) を受領したデバイスは、 有効化キープロヅク (E KB) の暗号化キーとタグに基づいて、 順次暗号化キーの復号処理を実行し て上位ノードの更新キーを取得していく。 図 25に示すように、 有効化キープ口 ヅク （EKB) は、 ルートからリーフまでの段数 （デブス） が多いほど、 そのデ 一夕量は増加していく。 段数 （デブス） は、 デバイス （リーフ） 数に応じて増大 するものであり、 キーの配信先となるデバイス数が多い場合は、 EKBのデ一夕 量がさらに增大することになる。

このような有効化キーブロック （EKB) のデータ量の削減を可能とした構成 について説明する。 図 2 6 A及び図 26 Bは、 有効化キープロヅク （EKB) を キー配信デバイスに応じて簡略化して構成した例を示すものである。

図 25と同様、 リーフを構成するデバイス a, g , jに対してキー、 例えばコ ンテンツキ一を送信する場合を想定する。 図 26Aに示すように、 · キー配信デバ イスによってのみ構成されるツリーを構築する。 この場合、 図 24Bに示す構成 に基づいて新たなツリー構成として図 2 6 Bのツリー構成が構築される。 Kr 0 0七から K jまでは全く分岐がなく 1つの枝のみが存在すればよく、 Kr o 0 t から K a及び K gに至るためには、 K 0に分岐点を構成するのみで、 2分岐構成 の図 26 Aのツリーが構築される。

図 26 Aに示すように、 ノードとして K 0のみを持つ簡略化したツリーが生成 される。 更新キー配信のための有効化キープロヅク （EKB) は、 これらの簡略 ツリーに基づいて生成する。 図 26Aに示すツリーは、 有効化キープロヅク （E KB) を復号可能な末端ノード又はリーフを最下段とした 2分岐型ッリーを構成 するパスを選択して不要ノードを省略することにより再構築される再構築階層ヅ リーである。 更新キー配信のための有効化キーブロック （EKB) は、 この再構 築階層ツリーのノード又はリーフに対応するキーのみに基づいて構成される。 先の図 25で説明した有効化キーブロック （EKB) は、 各リーフ a, g， j から Kr o o tに至るまでの全てのキーを暗号化したデータを格納していたが、 簡略化 E KBは、 簡略化したッリーを構成するノードについてのみの暗号化デー 夕を格納する。 図 26 Bに示すようにタグは 3ビット構成を有する。 第 1及び第 2ビヅトは、 図 2 5の例と、 同様の意味を持ち、 左 （L) 、 右 （R) 、 それそれ の方向にデータがあれば 0、 無ければ 1を示す。 第 3番目のビッ トは、 ； EKB内 に暗号化キ一が格納されているか否かを示すためのビヅトであり、 データが格納 されている場合は 1、 データが無い場合は、 0として設定される。

データ通信網、 あるいは記憶媒体に格納されてデバイス （リーフ） に提供され る有効化キーブロック （EKB) は、 図 2 6 Bに示すように、 図 25に示す構成 に比較すると、 デ一夕量が大幅に削減されたものとなる。 図 2 6 A及び図 2 6 B に示す有効化キーブロック （EKB) を受領した各デバイスは、 タグの第 3ビヅ トに 1が格納された部分のデータのみを順次復号することにより、 所定の暗号化 キーの復号を実現することができる。 例えばデバイス aは、 暗号化デ一夕 En c (Ka， K (t) 0) をリーフキ一K aで復号して、 ノードキ一 K (七）' 0を取 得して、 ノードキー K ( t ) 0によって暗号化データ En c (K ( t ) 0， K

( t ) r o o t) を復号して K (t ) r o o tを取得する。 デバイス jは、 暗号 化データ En c (K j， K (t) r o o t) をリーフキー K jで復号して、 K ( t ) r o o tを取得する。

このように、 配信先のデバイスによってのみ構成される簡略化した新たなッリ 一構成を構築して、 構築されたッリーを構成するリーフ及びノ一ドのキーのみを 用いて有効化キーブロック （EKB) を生成することにより、 少ないデータ量の 有効化キープロヅク （EKB) を生成することが可能となり、 有効化キーブロヅ ク （EKB) のデータ配信が効率的に実行可能となる。

[簡略 E KBによるキー配信構成 （2) ] ' 図 26 A及び図 26 Bで示した簡略化したヅリーに基づいて生成される有効化 キーブロック （EKB) をさらに、 簡略化してデータ量を削減し、 効率的な処理 を可能とした構成について説明する。

図 26 A及び図 26 Bを用いて説明した構成は、 有効化キーブロック （EK B) を復号可能な末端ノード又はリーフを最下段とした 2分岐型ッリーを構成す るパスを選択して不要ノードを省略することにより再構築される再構築階層ヅリ 一であった。 更新キー配信のための有効化キープロヅク （EKB) は、 この再構 築階層ツリーのノ一ド又はリーフに対応するキーのみに基づいて構成される。 図 2 6 Aに示す再構築階層ツリーは、 リーフ a, g, j 'において更新ルートキ 一 K (t) r o 0 tを取得可能とするため、 図 26 Bに示す有効化キーブロック (E KB) を配信する。 図 26 Bの有効化キ一ブロック （EKB) の処理におい て、 リーフ jは、 Enc (K j， K (七） r o o t) の 1回の復号処理によりル 一トキ一： K ( t ) r o o tを取得できる。 しかし、 リーフ a， gは、 Enc (Ka， K (t) 0) 又は、 En c (Kg, K (t ) 0) の復号処理により K (t ) ◦を得た後、 さらに、 En c (K (七） 0 , K ( t ) r o o t) の復号処 理を実行してルートキ一： K ( t ) r o o tを取得する。 すなわち、 リーフ a, gは、 2回の復号処理を実行することが必要となる。

図 2 6 A及び図 26 Bの簡略化した再構築階層ツリーは、 ノード K 0がその下 位リーフ a， gの管理ノードとして独自の管理を実行している場合、 例えば後述 するサブルート · ノードとして、 下位リーフの管理を実行している場合には、 リ ーフ a, gが更新キーを取得したことを確認する意味で有効であるが、 ノード 0が下位リーフの管理を行なっていない場合、 あるいは行なっていたとしても、 上位ノードからの更新キー配信を許容している場合には、 図 26 Aに示す再構築 階層ヅリーをさらに簡略化して、 ノード 0のキーを省略して有効化キープ口ヅ ク （EKB) を生成して配信してもよい。

図 27 A及び図 27Bに、 このような有効化キーブロック （EKB) の構成を 示す。 図 26 A及び図 26 Bと同様、 リーフを構成するデバイス a， g, jに対 してキー、 例えばコンテンツキーを送信する場合を想定する。 図 27 Aに示すよ うに、 ルート K r 0 0 tと各リーフ a, g, jを直接接続したツリーを構築する c 図 27 Aに示すように、 図 26 Aに示す再構築階層ツリーからノード K0が省 かれた簡略化したヅリ一が生成される。 更新キー配信のための有効化キープ口ッ ク （EKB) は、 これらの簡略ツリーに基づいて生成する。 図 27 Aに示すヅリ 一は、 有効化キ一ブ Dック （EKB) を復号可能なリーフをとルートとを直接結 ぶパスのみによって再構築される再構築階層ツリーである。 更新キー配信のため の有効化キープロヅク （EKB) は、 この再構築階層ツリーのリーフに対応する キーのみに基づいて構成される。

なお、 図 27 Aの例は、 末端をリーフとした構成例であるが、 例えば最上位ノ ードか複数の中位、 下位ノードに対してキーを配信する場合も、 最上位ノードと 中位、 下位ノードとを直接接続した簡略化ッリ一に基づいて有効化キープ口ヅク (E KB) .を生成してキー配信を実行することが可能である。 このように、 再構 築階層ツリーは、 簡略化したツリーを構成する頂点ノードと、 簡略化したツリー を構成する末端ノード又はリーフとを直接、 接続した構成を持つ。 この簡略化ヅ リーでは、 頂点ノードからの分岐は 2に限らず、 配信ノード又はリーフ数に応じ て 3以上の多分岐を持つヅリーとして構成することが可能である。

先の図 25で説明した有効化キ一ブロック （EKB) は、 各リーフ a， g, j から K r o o tに至るまでの全てのキーを暗号化したデータを格納し、 図 26 A 及び図 26 Bで説明した有効化キ一ブロック （EKB) は、 リーフ a， g, jの リーフキー、 a， gの共通ノードとしての K 0、 さらに、 ルートキーを格納した 構成であつたが、 図 27 Aに示す簡略化階層ッリーに基づく有効化キープ口ック (E KB) は、 ノード K 0のキ一を省略したので、 図 27Bに示すように、 さら にデ一夕量の少ない有効化キーブロック （EKB) となる。

図 27 Bの有効化キ一ブロック （EKB) は、 図 26 Bの有効化キープロヅク (EKB) と同様、 3ビッ ト構成の夕グを有する。 第 1及び第 2ビッ トは、 図 2 6 A及び図 26 Bで説明したと同様、 左 （L) 、 右 （R) 、 それそれの方向にデ 一夕があれば 0、 無ければ 1を示す。 第 3番目のビッ トは、 EKB内に暗号化キ 一が格納されているか否かを示すためのビヅ トであり、 データが格納されている 場合は 1、 データが無い場合は、 0として設定される。 ·

図 27 Bの有効化キ一ブロック （EKB) において、 各リーフ a；， g , jは、 Enc (K a, K (t) r o o t) 、 又は Enc (Kg , K ( t ) r o o t) E n c (K j , K (t) r o o t) の 1回の復号処理によりルートキー ： K ( t ) r o o tを取得できる。

このように簡略化された再構築ッリーの最上位ノードと、 ッリーを構成する末 端ノード又はリーフとを直接、 接続した構成を持つッリーに基づいて生成される 有効化キ一ブロック （EKB) は、 図 27 Bに示すように、 再構築階層ツリーの 頂点ノード及び末端ノード又はリーフに対応するキーのみに基づいて構成される, 図 2 6 A及び図 2 6 B又は図 27 A及び図 27 Bで説明した有効化キ一プロヅ ク （EKB) のように、 配信先のデバイスによってのみ構成される簡略化した新 たなツリー構成を構築して、 構築されたツリーを構成するリーフのみ、 あるいは リーフと共通ノードのキーのみを用いて有効化キ一ブロック （EKB) を生成す ることにより、 少ないデータ量の有効化キーブロック （EKB) を生成すること が可能となり、 有効化キーブロック （EKB) のデータ配信が効率的に実行可能 となる。

なお、 簡略化した階層ツリー構成は、 後段で説明するエンティティ単位の EK B管理構成において特に有効に活用可能である。 エンティティは、 キ一配信構成 としてのヅリー構成を構成するノードあるいはリ一フから選択した複数のノード あるいはリーフの集合体ブロックである。 エンティティは、 デバイスの種類に応 じて設定される集合であったり、 あるいはデバイス提供メーカー、 コンテンツプ ロバイダ、 決済機関等の管理単位等、 ある共通点を持った処理単位、 管轄単位、 あるいは提供サービス単位等、 様々な態様の集合として設定される。 1つのェン ティティには、 ある共通のカテゴリに分類されるデバイスが集まっており、' 例え ば複数のエンティティの頂点ノード （サブルート） によって上述したと同様の簡 略化したヅリーを再構築して E KBを生成することにより、 選択されたェンティ ティに属するデバイスにおいて復号可能な簡略化された有効化キープ口ック （E KB) の生成、 配信が可能となる。 エンティティ単位の管理構成については後段 で詳細に説明する。

なお、 このような有効化キーブロック （EKB) は、 光ディスク、 DVD等の 情報記録媒体に格納した構成とすることが可能である。 例えば、 上述の暗号化キ 一データによって構成されるデータ部と、 暗号化キーデータの階層ヅリ一構造に おける位置識別デ一夕としてのタグ部とを含む有効化キーブロック （EKB) に さらに、 更新ノードキーによって暗号化したコンテンツ等のメ ヅセージデ一夕と を格納した情報記録媒体を各デバイスに提供する構成が可能である。 デバイスは 有効化キーブロック （E K B ) に含まれる暗号化キーデータをタグ部の識別デー 夕にしたがって順次抽出して復号し、 コンテンツの復号に必要なキーを取得して コンテンヅの利用を行うことが可能となる。 もちろん、 有効化キーブロック （E K B ) をイン夕一ネッ ト等のネヅ トワークを介して配信する構成としてもよい。

[エンティティ単位の E K B管理構成]

次に、 キー配信構成としてのッリ一構成を構成するノードあるいはリーフを、 複数のノードあるいはリーフの集合としてのプロヅクで管理する構成について説 明する。 なお、 複数のノードあるいはリーフの集合としてのブロックを以下ェン ティティと呼ぶ。 エンティティは、 デバイスの種類に応じて設定される集合であ つたり、 あるいはデバイス提供メーカ一、 コンテンツプロバイダ、 決済機関等の 管理単位等、 ある共通点を持った処理単位、 管轄単位、 あるいは提供サービス単 位等、 様々な態様の集合として設定される。

エンティティについて、 図 2 8乃至図 2 8 Cを用いて説明する。 図 2 8 Aはヅ リーのエンティティ単位での管理構成を説明する図である。 1つのエンティティ は図では、 三角形として示し、 例えば 1エンティティ 2 7 0 1内には、 複数のノ —ドが含まれる。 1エンティティ内のノード構成を示すのが図 2 8 Bである。 1 つのエンティティは、 1つのノードを頂点とした複数段の 2分岐形-ヅリーによつ て構成される。 以下、 エンティティの頂点ノ一ド 2 7 0 2をサブル一トと呼ぶ。 ヅリーの末端は、 図 2 8 Cに示すようにリーフ、 すなわちデバイスによって構 成される。 · デバイスは、 複数デバイスをリーフとし、 サブルートである頂点ノー ド 2 7 0 2を持つッリ一によって構成されるいずれかのエンティティに属する。 図 2 8 Aから理解されるように、 エンティティは、 階層構造を持つ。 この階層 構造について、 図 2 9 A乃至図 2 9 Cを用いて説明する。

図 2 9 Aは、 階層構造を簡略化して説明するための図であり、 K r o o tから 数段下の段にエンティティ A 0 1 ~ A n nが構成され、 エンティティ A l〜 A n の下位には、 さらに、 エンティティ B 0 1〜： B n k、 さらに、 その下位にェンテ ィティ C 1〜C n qが設定されている。 各エンティティは、 図 2 9 B， 図 2 9 C に示す如く、 複数段のノード、 リーフによって構成されるヅリ一形状を持つ。 例えばエンティティ B n kの構成は、 （b ) に示すように、 サブルート 2 8 1 1 を頂点ノードとして、 末端ノード 2 8 1 2に至るまでの ¾数ノードを有する。 このエンティティは識別子 B n kを持ち、 エンティティ B n k内のノードに対応 するノードキー管理をエンティティ B n k独自に実行することにより、 末端ノー ド 2 8 1 2を頂点として設定される下位 （子） エンティティの管理を実行する。 また、 一方、 エンティティ B n kは、 サブルート 2 8 1 1 を末端ノードとして持 つ上位 （親） エンティティ A n nの管理下にある。

エンティティ C n 3の構成は、 （ c ) に示すように、 サブルート 2 8 5 1 を頂 点ノードとして、 各デバイスである末端ノード 2 8 5 2、 この場合はリーフに至 るまで複数ノード、 リーフを有する。 このエンティティは識別子 C n 3を持ち、 エンティティ C n 3内のノード、 リーフに対応するノードキー、 リ一フキー管理 をエンティティ C n 3独自に実行することにより、 末端ノード 2 8 5 2に対応す るリーフ （デバイス） の管理を実行する。 また、 一方、 エンティティ C n 3は、 サブルート 2 8 5 1 を末端ノードとして持つ上位 （親） エンティティ B n 2の管 理下にある。 各エンティティにおけるキ一管理とは、 例えばキー更新処理、 リボ ーク処理等であるが、 これらは後段で詳細に説明する。

最下段ェンティティのリーフであるデバイスには、 デバイスの属するェンティ ティのリーフキーから、 自己の属するエンティティの頂点ノ一ドであるサブルー トノードに至るパスに位置する各ノードのノードキー及びリーフキーが格納され る。 例えば末端ノード 2 8 5 2のデバイスは、 末端ノード （リーフ） 2 8 5 2か ら、 サブルートノード 2 8 5 1 までの各キーを格納する。

図 3 0 A及び図 3 0 Bを用いて、 さらにエンティティの構成について説明する。 エンティティは様々な段数によって構成されるヅリー構造を持つことが可能であ る。 段数、 すなわちデプス （depth) は、 エンティティで管理する末端ノードに対 応する下位 （子） エンティティの数、 あるいはリーフとしてのデバイス数に応じ て設定可能である。

図 3 0 Aに示すような上下エンティティ構成を具体化すると、 （b ) に示す態 様となる。 ルートエンティティは、 ルートキーを持つ最上段のエンティティであ る。 ルートエンティティの末端ノードに複数の下位エンティティ としてェンティ ティ A， B， Cが設定され、 さらに、 エンティティ Cの下位エンティティとして エンティティ Dが設定される。 エンティティ C 2 9 0 1は、 その未端ノードの 1 つ以上のノードをリザーブノード 2 9 5 0として保持し、 自己の管理するェンテ ィティを増加させる場合、 さらに複数段のヅリー構成を持つエンティティ C， 2 9 0 2をリザーブノード 2 9 5 0を頂点ノードとして新設することにより、 管理 末端ノ一ド 2 9 7 0を増加させて、 管理末端ノードに増加した下位エンティティ を追加することができる。

リザーブノードについて、 さらに図 3 1 を用いて説明する。 エンティティ A , 3 0 1 1は、 管理する下位エンティティ B， C， D…を持ち、 1つのリザーブノ ード 3 0 2 1を持つ。 エンティティは管理対象の下位エンティティをさらに増加 させたい場合、 リザーブノード 3 0 2 1に、 自己管理の下位エンティティ A， ， 3 0 1 2を設定し、 下位エンティティ A， ， 3 0 1 2の末端ノードにさらに管理 +対象の下位エンティティ： F， Gを設定することができる。 自己管理の下位ェンテ ィティ A， ， 3 0 1 2も、 その末端ノードの少なく とも 1つをリザーブノード 3 0 2 '2 として設定することにより、 さらに下位エンティティ A， ⁵ 3 0 1 3を設 定して、 さらに管理エンティティを增加させることができる。 下位エンティティ A ' ， . 3 0 1 3の末端ノードにも 1以上のリザーブノードを確保する。 .このよう なリザーブノード保有構成をとることにより、 あるエンティティの管理する下位 エンティティは、 際限なく増加させることが可能となる。 なお、 リザ一プエンテ ィティは.、 末端ノードの 1つのみではなく、 複数個設定する構成としてもよい。 それそれのエンティティでは、 エンティティ単位で有効化キーブロック （E K B ) が構成され、 エンティティ単位でのキー更新、 リボーク処理を実行すること になる。 図 3 1のように複数のエンティティ A， A， ， A， ， には各ェンティテ ィ個々の有効化キ一ブロック （E K B ) が設定されることになるが、 これらは、 エンティティ A， A ' ， A， ， を共通に管理する例えばあるデバイスメーカーが 一括して管理することが可能である。

[新規エンティティの登録処理]

次に、 新規エンティティの登録処理について説明する。 登録処理シーケンスを 図 3 2に示す。 図 3 2のシーケンスにしたがって説明する。 新たにヅリー構成中 に追加される新規 （子） エンティティ （N— E n ) は、 上位 （親） エンティティ (P-En) に対して新規登録要求を実行する。 なお、 各エンティティは、 公閧 鍵暗号方式に従った公開鍵を保有し、 新規エンティティは自己の公開鍵を登録要 求に際して上位エンティティ （P— En) に送付する。

登録要求を受領した上位エンティティ （P— En) は、 受領した新規 （子） ェ ンティティ （N— En) の公開鍵を証明書発行局 （C A： Certificate Authorit y) に転送し、 C Aの署名を付加した新規 （子） エンティティ （N— En) の公開 鍵を受領する。 これらの手続きは、 上位エンティティ （P— E n) と新規 （子） エンティティ （N— En) との相互認証の手続きとして行われる。

これらの処理により、 新規登録要求エンティティの認証が終了すると、 上位ェ ンティティ （P— En) は、 新規 （子） エンティティ （N— En) の登録を許可 し、 新規 （子） エンティティ （N—En) のノードキーを新規 （子） ェンティテ ィ （N— En) に送信する。 このノードキ一は、 上位エンティティ （P— En) の末端ノードの 1つのノードキーであり、 かつ、 新規 （子） エンティティ （N— E n) の頂点ノード、 すなわちサブルートキーに対応する。

このノードキー送信が終了すると、 新規 （子） エンティティ （N— En) は、 新規 （子） エンティティ （·Ν— En) のツリー構成を構築し、 構築したツリーの 頂点に受信した頂点ノードのサブルートキーを設定し、 各ノード、 リーフのキ一 を設定して、 エンティティ内の有効化キープロヅク （EKB) を生成する。 1つ のエンティティ内の有効化キ一ブロック （EKB) をサブ EKBと呼ぶ。

一方、 上位エンティティ （P— E n) は、 新規 （子） エンティティ （N— E n) の追加により、 有効化する末端ノードを追加した上位エンティティ （P— E n) 内のサブ E KBを生成する。

新規 （子） エンティティ （N— En) は、 新規 （子） エンティティ （N— E n) 内のノードキー、 リーフキーによって構成されるサブ EKBを生成すると、 これを上位エンティティ （P— En) に送信する。

新規 （子） エンティティ （N— E n) からサブ E KBを受信した上位ェンティ ティ （P— En) は、 受信したサブ EKBと、 上位エンティティ （P— En) の 更新したサブ E KBとをキー発行セン夕 （KD C : Key Distribute Center) に送 信する。 キー発行センタ （KD C) は、 全てのエンティティのサブ EKBに基づいて、 様々な態様の E KB、 すなわち特定のエンティティあるいはデバイスのみが復号 可能な E KBを生成することが可能となる。 このように復号可能なエンティティ あるいはデバイスを設定した E KBを例えばコンテンップロバイダに提供し、 コ ンテンヅプロバイダが E KBに基づいてコンテンツキーを暗号化して、 ネッ トヮ ークを介して、 あるいは記録媒体に格納して提供することによ り、 特定のデバイ スでのみ利用可能なコンテンツを提供することが可能となる。

なお、 新規エンティティのサブ E KBのキー発行センタ （KD C) に対する登 録処理は、 サブ EKBを上位エンティティを介してを順次転送して実行する方法 に限るものではなく、 上位エンティティを介さずに、 新規登録エンティティから 直接、 キー発行セン夕 （KD C) に登録する処理を実行する構成としてもよい。 上位エンティティと、 上位エンティティに新規追加する下位エンティティ との 対応について図 33を用いて説明する。 上位エンティティの末端ノードの 1つ 3 20 1を新規追加エンティティの頂点ノードとして、 下位エンティティに提供す ることによって下位エンティティは、 上位エンティティの管理下のェンティティ として追加される。 上位エンティティの管理下のエンティティ とは、 後段で詳細 に説明するが、 下位エンティティのリボーク （排除） 処理を上位エンティティが 実行できる構成であるという意味を含むものである。

図 33に示すように、 上位エンティティに新規エンティティが設定されると、 上位エンティティのリーフである末端ノードの 1つのノード 320 1と新規追加 ェンティティの頂点ノード 3202とが等しいノードとして設定される。 すなわ ち上位ノードの 1つのリーフである 1つの末端ノードが、 新規追加エンティティ のサブルートとして設定される。 このように設定されることにより、 新規追加工 ンティティが全体ヅリー構成の下で有効化される。

図 34 A及び図 34Bに新規追加エンティティを設定した際に上位ェンティテ ィが生成する更新 E KBの例を示す。 図 34A及び図 34Bは、 図 34 Aに示す 構成、 すなわち既に有効に存在する末端ノード （no d e O O O) 3301と末 端ノード （no d e O O l ) 3302があり、 ここに新規追加ェンティティに新 規エンティティ追加末端ノード （no d e l O O) 3303を付与した際に上位 エンティティが生成するサブ E K Bの例を示したものである。

サブ E K Bは、 図 3 4 Bに示すようにな構成を持つ。 それぞれ有効に存在する 末端ノードキーにより暗号化された上位ノードキー、 上位ノードキーで暗号化さ れたさらなる上位ノ一ドキ一、 …さらに上位に進行してサブルートキーに至る構 成となっている。 この構成によりサブ E K Bが生成される。 各エンティティは図 3 4 Bに示すと同様、 有効な未端ノード、 あるいはリ一フキーにより暗号化され た上位ノードキー、 上位ノードキーでさらに上位のノードキーを暗号化し、 順次 上位に深厚してサブルートに至る暗号化データによって構成される E K Bを有し、 これを管理する。

[エンティティ管理下におけるリポーク処理]

次に、 キー配信ッリー構成をエンティティ単位として管理する構成におけるデ バイスあるいはエンティティのリボーク （排除） 処理について説明する。 先の図 3， 4では、 ツリー構成全体の中から特定のデバイスのみ復号可能で、 リボーク されたデバイスは復号不可能な有効化キーブロック （E K B ) を配信する処理に ついて説明した。 図 3， 4で説明したリボーク処理は、 ヅリー全体の中から特定 のリーフであるデバイスをリボークする処理であつたが、 ツリーのエンティティ 管理による構成では、 エンティティ毎にリボーク処理が実行可能となる。

図 3 5以下の図を用いてエンティティ管理下のッリー構成におけるリボーク処 理について説明する。 図 3 5 A乃至図 3 5 Dは、 ツリーを構成するエンティティ の内、 最下段のエンティティ、 すなわち個々のデバイスを管理しているェンティ ティによるデバイスのリボーク処理を説明する図である。

図 3 5 Aは、 エンティティ管理によるキー配信ツリー構造を示している。 ッリ 一最上位にはルートノードが設定され、 その数段下にエンティティ A 0 l〜A n n、 さらにその下位段に B 0 1〜： B n kのエンティティ、 さらにその下位段に C 1〜 c nのエンティティが構成されている。 最も下のエンティティは、 末端ノー ド （リーフ） が個々のデバイス、 例えば記録再生器、 再生専用器等であるとする。 ここで、 リボーク処理は、 各エンティティにおいて独自に実行される。 例えば、 最下段のエンティティ C l ~ C nでは、 リーフのデバイスのリボーク処理が実行 される。 図 3 5 Bには、 最下段のエンティティの 1つであるエンティティ C n， 343◦のツリー構成を示している。 エンティティ Cn, 3430は、 頂点ノ一 ド 3431を持ち、 末端ノードであるリーフに複数のデバイスを持つ構成である < この末端ノードであるリーフ中に、 リボーク対象となるデバイス、 例えばデバ イス 3432があったとすると、 エンティティ Cn, 3430は、 独自に更新し たエンティティ Cn内のノ一ドキー、 リーフキーによって構成される有効化キ一 ブロック （サブ EKB) を生成する。 この有効化キ一ブロックは、 リボークデバ イス 3432においては復号できず、 他のリ一フを構成するデバイスにおいての み復号可能な暗号化キ一により構成されるキ一プロヅクである。 エンティティ C nの管理者は、 これを更新されたサブ E KBとして生成する。 具体的には、 サブ ルートからリボークデバイス 3432に連なるパスを構成する各ノード 343 1： 3434 , 3435のノ一ドキ一を更新して、 この更新ノードキーをリボークデ バイス 3432以外のリーフデバイスにおいてのみ復号可能な暗号化キーとして 構成したプロヅクを更新サブ EKBとする。 この処理は、 先の図 3， 4において 説明したリボーク処理構成において、 ル一トキ一を、 エンティティの頂点キーで あるサブルートキーに置き換えた処理に対応する。

このようにエンティティ C n, 3430がリボーク処理によって更新した有効 化キープ口ヅク （サブ EKB) は、 上位エンティティに送信される。 この場合、 上位エンティティはエンティティ B n k， 3420であり、 エンティティ Cn， 3430の頂点ノード 343 1を末端ノードとして有するエンティティである。 エンティティ： Bnk, 3420は、 下位ェンティティ Cn, 3430から有効 化キーブロック （サブ EKB) を受領すると、 そのキーブロックに含まれるェン ティティ Cnk， 3430の頂点ノード 343 1に対 するエンティティ Bnk， 3420の末端ノード 343 1を、 下位エンティティ Cn, 3430において更 新されたキーに設定して、 自身のエンティティ B nk, 3420のサブ EKBの 更新処理を実行する。 図 35 Cにエンティティ ; Bnk, 3420のッリー構成を 示す。 エンティティ Bnk， 3420において、 更新対象となるノードキーは、 図 35 Cのサブルート 342 1から リボークデバイスを含むエンティティを構成 する末端ノード 343 1に至るパス上のノードキーである。 すなわち、 更新サブ E KBを送信してきたエンティティのノード 343 1に連なるパスを構成する各 ノ一ド 342 1 , 3424 , 3425のノ一ドキ一が更新対象となる。 これら各 ノードのノードキーを更新してエンティティ Bnk， 3420の新たな更新サブ E KBを生成する。

さらに、 エンティティ Bnk， 3420が更新した有効化キ一ブロック （サブ E KB) は、 上位エンティティに送信される。 この場合、 上位エンティティはェ ンティティ Ann, 341 0であり、 エンティティ Bnk, 3420の頂点ノ一 ド 342 1を末端ノードとして有するエンティティである。

エンティティ Ann， 3410は、 下位ェンティティ Bnk， 3420から有 効化キープロヅク （サブ EKB) を受領すると、 そのキ一ブロックに含まれるェ ンティティ Bnk, 3420の頂点ノード 342 1に対応するエンティティ An n, 341 0の未端ノード 342 1を、 下位ェンティティ Bnk， 3420にお いて更新されたキーに設定して、 自身のエンティティ Ann, 34 1 0のサブ E KBの更新処理を実行する。 図 3 5 Dにエンティティ Ann, 341 0のッリ一 構成を示す。 エンティティ Ann, 34 10において、 更新対象となるノ一ドキ —は、 図 35Dのサブルート 34 1 1から更新サブ E KBを送信してきたエンデ ィティのノード 342 1に連なるパスを構成する各ノード 341 1， 3414， 34 1 5のノードキーである。 これら各ノードのノードキーを更新してェンティ ティ Ann， 341 0の新たな更新サブ E KBを生成する。

これらの処理を順次、 上位のエンティティにおいて実行し、 図 30 Bで説明し たルートエンティティまで実行する。 この一連の処理により、 デバイスのリボー ク処理が完結する。 なお、 それそれのエンティティにおいて更新されたサブ E K Bは、 最終的にキー発行センタ （KD C) に送信され、 保管される。 キ一発行セ ンタ （KD C) は、 全てのエンティティの更新サブ E KBに基づいて、 様々な E KBを生成する。 更新 E KBは、 リボ一クされたデバイスでの復号が不可能な暗 号化キ一プロックとなる。

デバイスのリポーク処理のシーケンス図を図 36に示す。 処理手順を図 36の シーケンス図に従って説明する。 まず、 ツリー構成の最下段にあるデバイス管理 エンティティ （D— En) は、 デバイス管理エンティティ （D— En) 内のリポ —ク対象のリーフを排除するために必要なキー更新を行ない、 デバイス管理ェン ティティ （D— En) の新たなサブ EKB (D) を生成する。 更新サブ EKB (D) は、 上位エンティティに送付される。 更新サブ E KB (D) を受領した上 位 （親） エンティティ （P I— En) は、 更新サブ EKB (D) の更新頂点ノー ドに対応した末端ノードキ一の更新及び、 その末端ノードからサブルートに至る パス上のノードキーを更新した更新サブ E KB (P I) を生成する。 これらの処 理を順次、 上位エンティティにおいて実行して、 最終的に更新された全てのサブ E KBがキ一発行センタ （KD C) に格納され管理される。

図 37 A及び図 37 Bにデバイスのリポーク処理によって上位エンティティが 更新処理を行なって生成する有効化キ一プロヅク （EKB) の例を示す。

図 37 A及び図 37 Bは、 図 37 Aに示す構成において、 リボークデバイスを 含む下位エンティティから更新サブ E KBを受信した上位エンティティにおいて 生成する E KBの例を説明する図である。 リボークデバイスを含む下位ェンティ ティの頂点ノードは、 上位ェンティティの末端ノード （no d e l O O) 360 1に対応する。

上位エンティティは、 上位エンティティのサブルートから末端ノード （no d e 1 00 ) 3601までのパスに存在するノードキーを更新して新たな更新サブ E KBを生成する。 更新サブ E KBは、 図 37 Bのようになる。 更新されたキ一 は、 下線及び [， ] を付して示してある。 このように更新された末端ノードから サブル一トまでのパス上のノードキーを更新してそのエンティティにおける更新 サブ E K Bとする。

次に、 リボークする対象をエンティティ とした場合の処理、 すなわちェンティ ティのリボーク処理について説明する。

図 38Aは、 エンティティ管理によるキー配信ヅリ一構造を示している。 ヅリ 一最上位にはルートノ一ドが設定され、 その数段下にエンティティ AO l〜An n、 さらにその下位段に B 0 1〜； B nkのエンティティ、 さらにその下位段に C 1〜c nのエンティティが構成されている。 最も下のエンティティは、 末端ノ一 ド （リーフ） が個々のデバイス、 例えば記録再生器、 再生専用器等であるとする。 ここで、 リボ一ク処理を、 エンティティ Cn, 3730に対して実行する場合 について説明する。 最下段のェンティティ Cn, 3730は、 図 38Bに示すよ うに頂点ノード 343 1を持ち、 末端ノードであるリーフに複数のデバイスを持 つ構成である。

エンティティ Cn, 3730をリボークすることにより、 エンティティ Cn, 3730に属する全てのデバイスのヅリー構造からの一括排除が可能となる。 ェ ンティティ Cn, 3730のリボーク処理は、 エンティティ Cn, 3730の上 位エンティティであるエンティティ Bnk， 3720において実行される。 ェン ティティ Bnk, 3720は、 エンティティ Cn， 3730の頂点ノード 373 1を末端ノードとして有するエンティティである。

エンティティ Bnk, 3720は、 下位エンティティ Cn, 3730のリボー クを実行する場合、 エンティティ Cnk, 3730の頂点ノ一ド 373 1に対応 するエンティティ： Bnk， 3720の末端ノード 3731を更新し、 さらに、 そ のリボークエンティティ 3730からエンティティ Bnk， 3720のサブルー トまでのパス上のノードキーの更新を行ない有効化キーブロックを生成して更新 サブ E KBを生成する。 更新対象となるノードキーは、 図 38 Cのサブルート 3 72 1からリボークエンティティの頂点ノードを構成する末端ノード 373 1に 至るパス上のノードキーである。 すなわち、 ノード 372 1 , 3724， 372 5， 373 1のノードキーが更新対象となる。 これら各ノードのノードキーを更 新してエンティティ B nk， 3720の新たな更新サブ E K Bを生成する。

あるいは、 エンティティ Bnk, 3720は、 下位エンティティ Cn， 373 0のリボークを実行する場合、 エンティティ Cnk， 3730の頂点ノード 37 3 1に対応するエンティティ B nk, 3720の末端ノード 373 1は更新せず、 そのリボークエンティティ 3730からエンティティ Bnk, 3720のサブル 一トまでのパス上の末端ノード 373 1を除くノードキーの更新を行ない有効化 キープ口ックを生成して更新サブ E KBを生成してもよい。

さらに、 エンティティ Bnk， 3720が更新した有効化キ一ブロック （サブ E KB) は、 上位エンティティに送信される。 この場合、 上位エンティティはェ ンティティ Ann, 3710であり、 エンティティ Bnk， 3720の頂点ノー ド 372 1を末端ノードとして有するエンティティである。

エンティティ Ann， 37 1 0は、 下位エンティティ Bnk, 3720から有 効化キーブロック （サブ EKB) を受領すると、 そのキープ口ヅクに含まれるェ ンティティ Bnk, 372 0の頂点ノード 372 1に対応するエンティティ An , 3 7 1 0の末端ノード 372 1を、 下位エンティティ Bnk， 3 72 0にお いて更新されたキーに設定して、 自身のエンティティ Ann, 37 1 0のサブ E KBの更新処理を実行する。 図 38 Dにエンティティ Ann， 37 1 0のツリー 構成を示す。 エンティティ Ann, 37 1 0において、 更新対象となるノ一ドキ —は、 図 3 8 Dのサブルート 3 7 1 1から更新サブ E KBを送信してきたェンテ ィティのノード 372 1に連なるパスを構成する各ノード 37 1 1， 3 7 1 4 ,

3 7 1 5のノードキーである。 これら各ノードのノードキ一を更新してェンティ ティ Ann, 37 1 0の新たな更新サブ E K Bを生成する。

これらの処理を順次、 上位のエンティティにおいて実行し、 図 30 Bで説明し たルートエンティティまで実行する。 この一連の処理により、 エンティティのリ ボーク処理が完結する。 なお、 それそれのエンティティにおいて更新されたサブ EKBは、 最終的にキー発行セン夕 （KD C) に送信され、 保管される。 キー発 行セン夕 （KD C) は、 全てのエンティティの更新サブ E KBに基づいて、 様々 な EKBを生成する。 更新 EKBは、 リボークされたエンティティに属するデバ イスでの復号が不可能な暗号化キープ口ヅクとなる。

エンティティのリボーク処理のシーケンス図を図 39に示す。 処理手順を図 3 9のシーケンス図に従って説明する。 まず、 エンティティをリボークしようとす るエンティティ管理エンティティ （E— E n) は、 エンティティ管理ェンティテ ィ （E— En) 内のリボーク対象の末端ノードを排除するために必要なキー更新 を行ない、 エンティティ管理エンティティ （E— En) の新たなサブ EKB

(E) を生成する。 更新サブ EKB (E) は、 上位エンティティに送付される。 更新サブ EKB (E) を受領した上位 （親） エンティティ （P 1 -E n) は、 更 新サブ E KB (E) の更新頂点ノードに対応した末端ノードキーの更新及び、 そ の末端ノードからサブルートに至るパス上のノードキーを更新した更新サブ E K B (P 1 ) を生成する。 これらの処理を順次、 上位エンティティにおいて実行し て、 最終的に更新された全てのサブ EKBがキー発行センタ （KD C) に格納さ れ管理される。 キー発行セン夕 （KD C) は、 全てのエンティティの更新サブ E K Bに基づいて、 様々な E K Bを生成する。 更新 E K Bは、 リボークされたェン ティティに属するデバイスでの復号が不可能な暗号化キープ口ヅクとなる。

図 4 0にリボークされた下位エンティティと、 リボークを行なった上位ェンテ ィティの対応を説明する図を示す。 上位エンティティの末端ノード 3 9 0 1は、 エンティティのリボークにより更新され、 上位ェンティティのヅリ一における末 端ノード 3 9 0 1からサブルートまでのパスに存在するノードキーの更新により、 新たなサブ E K Bが生成される。 その結果、 リボークされた下位エンティティの 頂点ノード 3 9 0 2のノードキ一と、 上位エンティティの末端ノ一ド 3 9 0 1の ノードキーは不一致となる。 エンティティのリボーク後にキー発行センタ （K D C ) によって生成される E K Bは、 上位エンティティにおいて更新された末端ノ ード 3 9 0 1のキーに基づいて生成されることになるので、 その更新キーを保有 しない下位エンティティのリーフに対応するデバイスは、 キ一発行センタ （K D C ) によって生成される E K Bの復号ガ不可能になる。

なお、 上述の説明では、 デバイスを管理する最下段のエンティティのリボーク 処理について説明したが、 ヅリーの中段にあるエンティティ管理エンティティを その上位ェンティティがリボークする処理も上記と同様のプロセスによって可能 である。 中段のェンティティ管理ェン,ティティをリポークすることにより、 リボ ークされたエンティティ管理エンティティの下位に属する全ての複数ェンティテ ィ及びデバイスを一括してリボーク可能となる。

このように、 エンティティ単位でのリボークを実行することにより、 1つ 1つ のデバイス単位で実行するリボーク処理に比較して簡易なプロセスでのリボーク 処理が可能となる。

[エンティティのケィパピリティ管理]

次に、 エンティティ単位でのキー配信ツリー構成において、 各エンティティの 許容するケィパピリティ（Capabi l ity)を管理して、 ケィパピリティに応じたコン テンヅ配信を行う処理構成について説明する。 ここでケィパピリティ とは、 例え ば特定の圧縮音声データの復号が可能であるとか、 特定の音声再生方式を許容す るとか、 あるいは特定の画像処理プログラムを処理できる等、 デバイスがどのよ うなコンテンツ、 あるいはプログラム等を処理できるデパイスであるか、 すなわ ちデバイスのデータ処理能力の定義情報である。

図 4 1 にケィパピリティを定義したエンティティ構成例を示す。 キー配信ッリ 一構成の最頂点ににルートノードが位置し、 下層に複数のエンティティが接続さ れて各ノードが 2分岐を持つヅリー構成である。 ここで、 例えばエンティティ 4 0 0 1は、 音声再生方式 A， B , Cのいずれかを許容するケィパピリティを持つ エンティティ として定義される。 具体的には、 例えばある音声圧縮プログラム一 A、 B、 又は C方式で圧縮した音楽データを配信した場合に、 エンティティ 4 0 0 1以下に構成されたエンティティに属するデバイスは圧縮データを伸長する処 理が可能である。

同様にエンティティ 4 0 0 2は音声再生方式 B又は C、 エンティティ 4 0 0 3 は音声再生方式 A又は B、 エンティティ 4 0 0 4は音声再生方式 B、 ェンティテ ィ 4◦ 0 5は音声再生方式 Cを処理することが可能なケィパピリティを持つェン ティティ として定義される。

一方、 エンティティ 4 0 2 1は、 画像再生方式 p， q , rを許容するェンティ ティ として定義され、 エンティティ 4 0 2 2は方式 p , qの画像再生方式、 ェン ティティ 4 0 2 3は方式. pの画像再生が可能なケィパピリティを持つェンティテ ィ として定義される。

このような各エンティティのケィパピリティ情報は、 キー発行センタ （K D C ) において管理される。 キー発行セン夕 （K D C ) は、 例えばあるコンテンツ プロバイダが特定の圧縮プログラムで圧縮した音楽データを様々なデバイスに配 信したい場合、 その特定の圧縮プログラムを再生可能なデバイスに対してのみ復 号可能な有効化キープロヅク （E K B ) を各エンティティのケィパピリティ情報 に基づいて生成することができる。 コンテンヅを提供するコンテンツプロバイダ は、 ケィパピリティ情報に基づいて生成した有効化キーブロック （E K B ) によ つて暗号化したコンテンツキーを配信し、 そのコンテンツキーで暗号化した圧縮 音声データを各デバイスに提供する。 この構成により、 データの処理が可能なデ バイスに対してのみ特定の処理プログラムを確実に提供することが可能となる。 なお、 図 4 1では全てのエンティティについてケィパピリティ情報を定義して いる構成であるが、 図 4 1の構成ように全てのエンティティにケィパピリティ情 報を定義することは必ずしも必要ではなく、 例えば図 42に示すようにデバイス が属する最下段のエンティティについてのみケィパピリティを定義して、 最下段 のエンティティに属するデバイスのケィパピリティをキー発行セン夕 （KD C) において管理して、 コンテンヅプロ イダが望む処理の可能なデバイスにのみ復 号可能な有効化キーブロック （EKB) を最下段のエンティティに定義されたケ ィパピリティ情報に基づいて生成する構成としてもよい。 図 42では、 末端ノー ドにデバイスが定義されたエンティティ 4 1 0 1 =4 1 05におけるケィパピリ ティが定義され、 これらのエンティティについてのケィパピリティをキー発行セ ン夕 （KD C) において管理する構成である。 例えばエンティティ 4 1 01には 音声再生については方式 B、 画像再生については方式 rの処理が可能なデバイス が属している。 エンティティ 41 02には音声再生については方式 A、 画像再生 については方式 qの処理が可能なデバイスが属している等である。

図 43 A及び図 43 Bにキー発行セン夕 （KD C) において管理するケィパピ リティ管理テーブルの構成例を示す。 ケィパピリティ管理テーブルは、 図 43 A のようなデータ構成を持つ。 すなわち、 各エンティティを識別する識別子として のエンティティ I D、 そのエンティティに定義されたケィパピリティを示すケィ パビリティ リス ト、 このケィパピリティ リストは図 43 Bに示すように、 例えば 音声データ再生処理方式 （A) が処理可能であれば [ 1] 、 処理不可能であれは

[0] 、 音声データ再生処理方式 （B) が処理可能であれば [ 1] 、 処理不可能 であれは [0] …等、 様々な態様のデータ処理についての可否を 1ビヅ トづっ ·

[ 1 ] 又は [0]. を設定して構成されている。 なお、 このケィパピリティ情報の 設定方法はこのような形式に限らず、 エンティティの管理デバイスについてのケ ィパピリティを識別可能であれば他の構成でもよい。

ケィパピリティ管理テーブルには、 さらに、 各エンティティのサブ E KB、 あ るいはサブ E KBが別のデータベースに格納されている場合は、 サブ E KBの識 別情報が格納され、 さらに、 各エンティティのサブルートノード識別データが格 納される。

キー発行セン夕 （KD C) は、 ケィパピリティ管理テーブルに基づいて、 例え ば特定のコンテンツの再生可能なデバイスのみが復号可能な有効化キーブロック (E KB) を生成する。 図 44を用いて、 ケィパピリティ情報に基づく有効化キ 一プロックの生成処理について説明する。

まず、 ステップ S 430 1において、 キー発行セン夕 （KD C) は、 ケィパピ リティ管理テーブルから、 指定されたケィパピリティを持つエンティティを選択 する。 具体的には、 例えばコンテンツプロバイダが音声データ再生処理方式 Aに 基づく再生可能なデータを配信したい場合は、 図 43 Aのケィパピリティ リス ト から、 例えば音声データ再生処理 （方式 A) の項目が [ 1 ] に設定されたェンテ ィティを選択する。

次に、 ステップ S 4302において、 選択されたエンティティによって構成さ れる選択エンティティ I Dのリス トを生成する。 次に、 ステップ S 4303で、 選択エンティティ I Dによって構成されるツリーに必要なパス （キー配信ッリー 構成のパス） を選択する。 ステップ S 4304では、 選択エンティティ I Dのリ ス トに含まれる全てのパス選択が完了したか否かを判定し、 完了するまで、 ステ ヅプ S 4303においてパスを生成する。 これは、 複数のエンティティが選択さ れた場合に、 それそれのパスを順次選択する処理を意味している。

選択エンティティ I Dのリス トに含まれる全てのパス選択が完了すると、 ステ ヅプ S 4305に進み、 選択したパスと、 選択ェンティティによってのみ構成さ れるキー配信ツリー構造を構築する。

次に、 ステップ S 4306において、 ステップ S 4305で生成したヅリー構 造のノードキーの更新処理を行ない、 更新ノードキーを生成する。 さらに、 ヅリ 一を構成する選択エンティティのサブ E KBをケィパビリティ管理テ一ブルから 取り出し、 サブ E KBと、 ステヅプ S 4306で生成した更新ノードキーとに基 づいて選択エンティティのデバイスにおいてのみ復号可能な有効化キープロヅク (E KB) を生成する。 このようにして生成した有効化キ一ブロック （EKB) は、 特定のケィパピリティを持つデバイスにおいてのみ利用、 すなわち復号可能 な有効化キープロヅク （EKB) となる。 この有効化キーブロック （EKB) で 例えばコンテンツキーを暗号化して、 そのコンテンツキーで特定プログラムに基 づいて圧縮したコンテンツを暗号化してデバイスに提供することで、 キー発行セ ,ン夕 （KD C) によって選択された特定の処理可能なデバイスにおいてのみコン テンッが利用される。

このようにキー発行センタ （KD C) は、 ケィパピリティ管理テーブルに基づ いて、 例えば特定のコンテンヅの再生可能なデバイスのみが復号可能な有効化キ 一ブロック （EKB) を生成する。 従って、 新たなエンティティが登録される場 合には、 その新規登録エンティティのケィパピリティを予め取得することが必要 となる。 このエンティティ新規登録に伴うケィパピリティ通知処理について図 4 5を用いて説明する。 . ■

図 45は、 新規エンティティがキー配信ヅリー構成に参加する場合のケィパピ リティ通知処理シーケンスを示した図である。

新たにツリー構成中に追加される新規 （子） エンティティ （N— En) は、 上 位 （親） エンティティ （P— En) に対して新規登録要求を実行する。 なお、 各 エンティティは、 公開鍵暗号方式に従った公閧鍵を保有し、 新規エンティティは 自己の公開鍵を登録要求に際して上位エンティティ （P— En) に送付する。 登録要求を受領した上位エンティティ （P— En) は、 受領した新規 （子） ェ ンティティ （N— En) の公開鍵を証明書発行局 （C A： Certificate Author it y) に転送し、 C Aの署名を付加した新規 （子） エンティティ （N— En) の公閧 鍵を受領する。 これらの手続きは、 上位エンティティ （P— En) と新規 （子） エンティティ （N— En) との相互認証の手続きとして行われる。

これらの処理により、 新規登録要求エンティティの認証が終了すると、 上位ェ ンティティ （P— En) は、 新規 （子） エンティティ （N_En) の登録を許可 し、 新規 （子） エンティティ （N— En) のノードキーを新規 （子） ェンティテ ィ （N— En) に送信する。 このノードキ一は、 上位エンティティ （P— En) の末端ノードの 1つのノードキーであり、 かつ、 新規 （子） エンティティ （N— En) の頂点ノード、 すなわちサブル一トキ一に対応する。

このノードキー送信が終了すると、 新規 （子） エンティティ （N_En) は、 新規 （子） エンティティ （N— En) のツリー構成を構築し、 構築したツリーの 頂点に受信した頂点ノードのサブルートキーを設定し、 各ノード、 リーフのキー を設定して、 エンティティ内の有効化キープロヅク （サブ EKB) を生成する。 —方、 上位エンティティ （P— En) も、 新規 （子） エンティティ （N_En) の追加により、 有効化する末端ノードを追加した上位エンティティ （P— En) 内のサブ E KBを生成する。

新規 （子） エンティティ （N— En) は、 新規 （子） エンティティ （N— E n) 内のノードキ一、 リーフキーによって構成されるサブ E KBを生成すると、 これを上位エンティティ （P— En) に送信し、 さらに、 自己のエンティティで 管理するデバイスについてのケィパピリティ情報を上位エンティティに通知する ₍ 新規 （子） エンティティ （N— E n) からサブ E KB及びケィパピリティ情報 を受信した上位エンティティ （P— En) は、 受信したサブ E KBとケィパピリ ティ情報と、 上位エンティティ （P— En) の更新したサブ E KBとをキー発行 セン夕 （KDC :Key Distribute Center) に送信する。

キ一発行センタ （KDC) は、 受領したエンティティのサブ： E KB及びケィパ ピリティ情報とを図 43 A及び図 43 Bで説明したケィパピリティ管理テーブル に登録し、 ケィパピリティ管理テーブルを更新する。 キー発行セン夕 （KD C) は、 更新したケィパピリティ管理テーブルに基づいて、 様々な態様の EKB、 す なわち特定のケィパピリティを持つエンティティあるいはデバイスのみが復号可 能な E KBを.生成することが可能となる。

以上、 特定の実施例を参照しながら、 本発明について詳解してきた。 しかしな がら、 本発明の要旨を逸脱しない範囲で当業者が実施例の修正や代用を成し得る ことは自明である。 すなわち、 例示という形態で本発明を開示してきたのであり、 限定的に解釈されるべきではない。 本発明の要旨を判断するためには、 冒頭に記 • 載した特許請求の範囲の欄を参酌すべきである。 産業上の利用可能性 以上、 説明したように、 本発明の情報処理システム及び方法によれば、 コンテ ンッキーや認証キ一、 コンテンツチェック値生成キー、 プログラムデ一夕等の暗 号化処理キーブロックとして適用可能な有効化キーブロック （EKB) の生成に おいて、 階層的鍵配信ツリーを配信デバイスに応じて再構築して、 再構築した簡 略ヅリーに含まれるノード、 リーフに基づいて有効化キープロヅク （EKB) を 生成する構成としたので、 有効化キ一プロヅク （EKB) の大幅なデータ量削減 が実現される。

また、 本発明の情報処理システム及び方法によれば、 簡略化した再構築階層ヅ リーに基づく有効化キ一ブロック （EKB) を構成し、 さらに、 E KB中の暗号 化キーデータの位置識別子としてのタグに暗号化キ一データの有無を判別するデ 一夕を含ませた構成としたので、 E KBの大幅なデータ量削減が実現されるとと もに、 E K Bを受領したデバイスでのタグを用いた暗号化キーデータの抽出が容 易となり、 デバイスでの E KB復号処理が効率的になる。

Claims

請求の範囲

1 . 1以上の選択されたデバイスにおいてのみ利用可能な暗号化メッセージデ一 夕を配信する情報処理システムであり、

個々のデバイスは、 複数の異なるデバイスをリーフとした階層ヅリ一構造にお ける各ノードに固有のノードキーと各デバイス固有のリーフキーの異なるキーセ

、メ トをそれそれ保有するとともに、 デバイスに対して配信される前記暗号化メッ セ—ジデ一夕についての復号処理を前記キ―セットを使用して実行する暗号処理 手段を有し、

前記デバイスに提供される暗号化メッセージデータは、 前記階層ッリ一構造の 1つのノードを頂点ノードとし、 該頂点ノードの下位に連結されるノ一ド及びリ ーフによって構成されるグループ内のノードキーの少なくともいずれかを更新し た更新ノードキーを、 該グループのノードキーあるいはリーフキ一によって暗号 化した暗号化キーデータを含む有効化キーブロック （E K B ) の復号処理によつ て得られる前記更新ノードキーによって暗号化されたデータ構成であり、 前記有効化キーブロック （E K B ) は、 前記暗号化キ一デ一夕によって構成さ れるデータ部と、 該デ一夕部に格納される暗号化キーデ一夕の前記階層ッリ一構 造における位置識別デ一夕としての夕グ部とを含む構成であることを特徴とする 情報処理システム。

2 . 前記有効化キ一プロック （E K B ) に含まれる前記暗号化キーデータは、 前 記階層ッリ一構造を構成するノードキーを下位ノードキー又は下位リーフキーを 用いて暗号化したデ一夕であり、

前記タグ部に格納される位置識別データは、 前記有効化キ一ブロック （E K B ) に格納された 1以上の暗号化キーデ一夕各々のノード位置の下位の左右ノー ド又はリーフ位置の暗号化キーデータの有無を示す夕グとして構成されているこ とを特徴とする請求の範囲第 1項に記載の情報処理システム。

3 . 前記有効化キーブロック （E K B ) に含まれる前記暗号化キ一データは、 該 有効化キーブロック （E K B ) を復号可能な未端ノード又はリーフを最下段とし た簡略化した 2分岐型ッリーを構成するパスを選択して不要ノードを省略するこ とにより再構築される再構築階層ヅリーのノード又はリーフに対応するキ一のみ に基づいて構成され、

前記タグ部に格納される位置識別デ一夕は、 前記有効化キ一ブロック （E K B ) のタグに対応する暗号化キーの格納の有無を示すデータを含む構成であるこ とを特徴とする請求の範囲第 1項に記載の情報処理システム。

4 . 前記有効化キーブロック （E K B ) に含まれる前記暗号化キーデータは、 該 有効化キーブロック （E K B ) を復号可能な未端ノード又はリーフを最下段とし た簡略化した 2分岐型ヅリーを構成するパスを選択して不要ノードを省略するこ とにより再構築される再構築階層ッリーのノード又はリーフに対応するキーのみ に基づいて構成され、

前記タグ部に格納される位置識別データは、 前記有効化キーブロック （E K B ) に格納された 1以上の暗号化キーデ一夕各々のノード位置の下位の左右ノー ド又はリーフ位置の暗号化キーデータの有無を示すタグと、 該タグに対応する暗 号化キーの格納の有無を示すデータを含む構成であることを特徴とする請求の範 西第 1項に記載の情報処理システム。

5 . 前記再構築階層ツリーは、 共通要素を持つデバイスの部分集合ツリーとして 定義されるエンティティの頂点ノードであるサブル一トを選択して構成されるッ リ一であることを特徴とする請求の範囲第 4項に記載の情報処理システム。

6 . 前記有効化キーブロック （E K B ) に含まれる前記暗号化キーデータは、 該 有効化キーブロック （E K B ) を復号可能な末端ノード又はリーフを最下段とし た簡略化した多分岐型ツリーにおいて、 前記末端ノード又はリーフと、 該多分岐 型ヅリーの頂点とを直接接続するパスを選択して不要ノ一ドを省略することによ り再構築される再構築階層ッリーの頂点ノード及び末端ノード又はリーフに対応 するキーのみに基づいて構成され、

前記タグ部に格納される位置識別データは、 前記有効化キ一ブロック （E K B ) のタグに対応する暗号化キーの格納の有無を示すデータを含む構成であるこ とを特徴とする請求の範囲第 1項に記載の情報処理システム。

7 . 前記再構築階層ツリーは、 簡略化した多分岐型ツリーを構成する頂点ノード と、 簡略化したツリーを構成する末端ノード又はリーフとを直接、 接続した 3以 上の分岐を持つッリーであることを特徴とする請求の範囲第 6項に記載の情報処 理システム。 .

8 . 前記デバイスにおける前記暗号処理手段は、 前記有効化キーブロック （E K B ) の前記タグ部のデータにより、 前記暗号化キーデ一夕を順次抽出して、 復号 処理を実行し、 前記更新ノードキーを取得し、 該取得した更新ノードキーにより 前記暗号化メッセ一ジデ一夕の復号を実行する構成であることを特徴とする請求 の範囲第 1項に記載の情報処理システム。

9 . 前記メ ッセージデータは、 コンテンツデータを復号するための復号鍵として 使用可能なコンテンツキ一であることを特徴とする請求の範囲第 1項に記載の情 報処理システム。

1 0 . 前記メッセージデータは、 認証処理において用いられる認証キーであるこ とを特徴とする請求の範囲第 1項に記載の情報処理システム。

1 1 . 前記メッセージデータは、 コンテンツのィンテグリティ ' チェック値 （ I C V ) 生成キーであることを特徴とする請求の範囲第 1項に記載の情報処理シス テム。

1 2 . 前記メッセージデータは、 プログラムコードであることを特徴とする請求 の範囲第 1項に記載の情報処理システム。

1 3 . 1以上の選択されたデバイスにおいてのみ利用可能な暗号化メッセージデ 一夕を配信する情報処理方法であり、

複数の異なるデバイスをリーフとした階層ッリ一構造の 1つのノードを頂点ノ ードとし、 該頂点ノードの下位に連結されるノ一ド及びリーフによって構成され るグループ内のノードキ一の少なく ともいずれかを更新した更新ノードキーを、 該グループのノードキーあるいはリーフキ一によつて暗号化した暗号化キーデー 夕を含むデータ部と、 該デ一夕部に格納される暗号化キーデータの前記階層ッリ —構造における位置識別データとしての夕グ部とを含む有効化キープ口ック （E K B ) を生成する有効化キ一ブロック （E K B ) 生成ステヅプと、

前記更新ノードキーによって暗号化したメヅセ一ジデ一夕を生成してデバイス に対して配信するメヅセージデータ配信ステップとを有する情報処理方法。

1 4 . 前記情報処理方法は、 さらに、 前記階層ッリー構造における各ノードに固有のノードキーと各デバイス固有の リーフキーの異なるキ一セッ トをそれそれ保有するデバイスにおいて、 前記暗号 化メッセージデータについての復号処理を前記キーセッ トを使用して実行する復 号処理ステップを有する請求の範囲第 13項に記載の情報処理方法。

1 5. 前記有効化キーブロック （EKB) 生成ステップは、

前記階層ッリー構造を構成するノードキ一を下位ノードキー又は下位リーフキ 一を用いて暗号化して前記暗号化キーデータを生成するステツブと、

前記有効化キーブロック （EKB) に格納される 1以上の暗号化キーデータ各 々のノ一ド位置の下位の左右位置のノード又はリーフ位置の暗号化キ一デ一夕の 有無を示すタグを生成して前記タグ部に格納するステップとを含むことを特徴と する請求の範囲第 1 3項に記載の情報処理方法。

1 6. 前記有効化キ一ブロック （EKB) 生成ステヅプは、

該有効化キーブロック （EKB) を復号可能な末端ノード又はリーフを最下段 とした簡略化した 2分岐型ッリーを構成するパスを選択して不要ノードを省略す ることにより再構築階層ッリーを生成するステップと、

前記再構築階層ツリーの構成ノード又はリーフに対応するキーのみに基づいて 有効化キ一ブロック （EKB) を生成するステップと、

前記有効化キ一ブロック （EKB) のタグに対応する暗号化キーの格納の有無 を示すデータを前記タグ部に格納するステップとを含むことを特徴とする請求の 範囲第 1 3項に記載の情報処理方法。

1 7. 前記再構築階層ツリーを生成するステップは、 共通要素を持つデバイスの 部分集合ツリーとして定義されるエンティティの頂点ノードであるサブルートを 選択して実行されるヅリ一生成処理であることを特徴とする請求の範囲第 1 6項 に記載の情報処理方法。

1 8. 前記有効化キープロヅク （EKB) 生成ステップは、

該有効化キ一ブロック （EKB) を復号可能な末端ノード又はリーフを最下段 とした簡略化した多分岐型ツリーにおいて、 前記末端ノード又はリーフと、 該多 分岐型ヅリーの頂点とを直接接続するパスを選択して不要ノードを省略すること により再構築される再構築階層ッリーを生成するステップと、 前記有効化キーブロック （E K B ) のタグに対応する暗号化キーの格納の有無 を示すデータを前記タグ部に格納するステップとを含むことを特徴とする請求の 範囲第 1 3項に記載の情報処理方法。

1 9 . 前記再構築階層ツリーの生成ステップにおいて生成する再構築階層ツリー は、 簡略化した多分岐型ヅリ一を構成する頂点ノードと、 簡略化したツリーを構 成する末端ノード又はリーフとを直接、 接続した 3以上の分岐を持つッリーとし て生成することを特徴とする請求の範囲第 1 8項に記載の情報処理方法。

2 0 . 前記復号処理ステップは、

前記有効化キーブロック （E K B ) の前記タグ部に格納された位置識別データ に基づいて前記データ部に格納された暗号化キ一データを順次抽出して順次復号 処理を実行することにより前記更新ノードキーを取得する更新ノードキー取得ス チップと、

前記更新ノードキーにより前記暗号化メッセージデータの復号を実行するメ、リ セージデータ復号ステツプとを含むことを特徴とする請求の範囲第 1 4項に記載 の情報処理方法。

2 1 . 前記メッセージデ一夕は、 コンテンツデ一夕を復号するための復号鍵とし て使用可能なコンテンツキーであることを特徴とする請求の範囲第 1 3項に記載 の情報処理方法。

2 2 . 前記メヅセージデ一夕は、 認証処理において用いられる認証キーであるこ とを特徴とする請求の範囲第 1 3項に記載の情報処理方法。

2 3 . 前記メヅセージデ一夕は、 コンテンツのインテグリティ ' チェヅク値 （ I

C V ) 生成キーであることを特徴とする請求の範囲第 1 3項に記載の情報処理方 法。

2 4 . 前記メッセージデータは、 プログラムコードであることを特徴とする請求 の範囲第 1 3項に記載の情報処理方法。

2 5 . データを格納した情報記録媒体であり、

複数の異なるデバイスをリーフとした階層ヅリー構造の 1つのノードを頂点ノ —ドとし、 該頂点ノードの下位に連結されるノード及びリーフによって構成され るグループ内のノードキーの少なく ともいずれかを更新した更新ノードキーを、 該グループのノードキーあるいはリーフキーによって暗号化した暗号化キーデー 夕によって構成されるデータ部と、 該デ一夕部に格納される暗号化キーデ一夕の 前記階層ッリ一構造における位置識別データとしての夕グ部とを含む有効化キ一 ブロック （ E K B ) と、

前記更新ノードキーによって暗号化したメッセージデータとを格納した情報記 録媒体。

2 6 . 前記有効化キーブロック （E K B ) に含まれる前記暗号化キ一データは、 前記階層ッリ一構造を構成するノードキーを下位ノードキ一又は下位リーフキー を用いて暗号化したデータであり、

前記タグ部に格納される位置識別データは、 前記有効化キーブロック （E K B ) に格納された 1以上の暗号化キーデータ各々のノード位置の下位の左右位置 のノード又はリーフ位置の暗号化キーデータの有無を示すタグとして構成されて いることを特徴とする請求の範囲第 2 5項に記載の情報記録媒体。

2 7 . 前記有効化キ一ブロック （E K B ) に含まれる前記暗号化キーデータは、 該有効化キ一ブロック （E K B ) を復号可能な末端ノード又はリーフを最下段と した簡略化した 2分岐型ヅリ一を構成するパスを選択して不要ノ一ドを省略する ことにより再構築される再構築階層ヅリーのノード又はリーフに対応するキ一の みに基づいて構成され、

前記タグ部に格納される位置識別データは、 前記有効化キーブロック （E K B ) のタグに対応する暗号化キーの格納の有無を示すデータを含む構成であるこ とを特徴とする請求の範囲第 2 5項に記載の情報記録媒体。

2 8 . 複数の異なるデバイスをリーフとした階層ヅリー構造の 1つのノードを頂 点ノードとし、 該頂点ノードの下位に連結されるノード及びリーフによって構成 されるグループ内のノードキーの少なく ともいずれかを更新した更新ノードキー を、 該グループのノ一ドキーあるいはリーフキーによって暗号化した有効化キー プロヅク （E K B ) の生成処理をコンピュータ . システム上で実行せしめるコン ピュー夕 · プログラムを提供するプログラム提供媒体であって、

前記コンピュータ · プログラムは、

該有効化キーブロック （E K B ) を復号可能な末端ノード又はリーフを最下段 とした簡略化した 2分岐型ッリーを構成するパスを選択して不要ノ一ドを省略す ることにより再構築階層ツリーを生成するステップと、

前記再構築階層ヅリーの構成ノード又はリーフに対応するキーのみに基づいて 有効化キ一ブロック （E K B ) を生成するステップと、

前記有効化キーブロック （E K B ) のタグに対応する暗号化キーの格納の有無 を示すデ一タを前記タグ部に格納するステップとを含むことを特徴とするプログ ラム提供媒体。

2 9 . 複数の異なるデバイスをリーフとした階層ヅリ一構造における固有のノー ドキーとリーフキーのキーセヅ トを保持する記憶手段と、

配信される暗号化メッセージデータについての復号処理を前記キーセッ トを使 用して実行する復号処理手段を有し、

前記提供される暗号化メッセ一ジデ一夕は、 有効化キーブロック （E K B ) の 前記復号処理手段の復号処理によって得られる更新ノードキーによつて暗号化さ れたデータ構成であり、

前記有効化キ一ブロック （E K B ) は、

前記階層ヅリ一構造の 1つのノードを頂点ノ一ドとし、 該頂点ノードの下位に 連結されるノ一ドおよびリーフキーによって構成されるグループ内のノードキー の少なく ともいずれかを更新した前記更新ノードキーを、 該グループのノードキ —あるいはリーフキーによって暗号化した暗号化キ一データによって構成される デ一夕部と、

該データ部に格納される暗号化キーデータの前記階層ヅリ一構造における位置 識別データとしてのタグ部とを含む構成であることを特徴とする情報処理装置。

3 0 . 前記有効化キ一ブロック （E K B ) に含まれる前記暗号化キーデータは、 前記階層ッリ一構造を構成するノードキーを下位ノードキーまたは下位リーフキ —を用いて暗号化したデ一夕であり、

前記タグ部に格納される位置識別データは、 前記有効化キーブロック （E K B ) に格納された 1以上の暗号化キーデータ各々のノード位置の下位の左右ノー ドまたはリーフ位置の暗号化キーデータの有無を示すタグとして構成されている ことを特徴とする請求の範囲第 2 9項に記載の情報処理装置。

3 1 . 前記有効化キーブロック （E K B ) に含まれる前記暗号化キ一データは、 該有効化キ一ブロック （E K B ) を復号可能な末端ノー ドまたはリーフを最下段 とした簡略化した分岐型ッリーを構成するパスを選択して不要ノードを省略する ことにより再構築される再構築階層ツリーのノードまたはリーフに対応するキー のみに基づいて構成され、

前記タグ部に格納される位置識別データは、 前記有効化キーブロック （E K B ) のタグに対応する暗号化キーの格納の有無を示すデ一夕を含む構成であるこ とを特徴とする請求の範囲第 2 9項に記載の情報処理装置。

3 2 . 前記有効化キーブロック （E K B ) に含まれる前記暗号化キーデ一夕は、 該有効化キーブロック （E K B ) を復号可能な末端ノードまたはリーフを最下段 とした簡略化した分岐型ッリーを構成するパスを選択して不要ノードを省略する ことにより再構築される再構築階層ツリーのノードまたはリーフに対応するキー のみに基づいて構成され、

前記タグ部に格納される位置識別デ一夕は、 前記有効化キーブロック （E K B ) に格納された 1以上の暗号化キーデータ各々のノード位置の下位の左右ノー ドまたはリーフ位置の暗号化キーデータの有無を示すタグと、 該タグに対応する 暗号化キ一の格納の有無を示すデータを含む構成であることを特徴とする請求の 範囲第 2 9項に記載の情報処理装置。

3 3 . 前記復号処理手段は、

前記有効化キーブロック （E K B ) の前記タグ部のデータにより、 前記暗号化 キ一データを順次抽出して、 復号処理を実行し、 前記更新ノードキーを取得し、 該取得した更新ノードキーにより前記暗号化メッセージデータの復号を実行する 構成であることを特徴とする請求の範囲第 2 9項に記載の情報処理装置。

3 4 . 配信される暗号化メッセージデータを復号処理する情報処理方法であって、 階層ッリー構造の 1つのノードを頂点ノードとし、 該頂点ノードの下位に連結 されるノード及びリーフによって構成されるグループ内のノードキーの少なくと もいずれかを更新した更新ノードキーを、 上記グループのノードキーあるいはリ ーフキーによって暗号化した暗号化キーデータを含む有効化キープロヅク （ E K B ) より、 前記暗号化キーデ一夕を取得する暗号化キーデ一夕取得ステップと、 取得された前記暗号化キーデータを復号することにより上記更新ノードキーを 得る更新ノードキー取得ステップとを含み、

前記有効化キーブロック （E K B ) は、 前記暗号化キーデータによって構成さ れるデータ部と、 該データ部に格納される暗号化キーデータの前記階層ッリー構 造における位置識別データとしてのタグ部とを含む構成であることを特徴とする 情報処理方法。

3 5 . 前記暗号化キーデータ取得ステップでは、

前記有効化キーブロック （E K B ) の前記タグ部に格納された位置識別データ に基づいて前記データ部に格納された暗号化キーデータを順次抽出するようにな し、

前記更新ノードキー取得ステップでは、 取得された上記暗号化キーデータを順 次復号処理を実行することにより前記更新ノードキーを取得するようになすとと もに、

前記更新ノードキ一により前記暗号化メッセージデータの復号を実行する復号 処理ステップを更に有することを特徴とする請求の範囲第 3 4項に記載の情報処 理方法。

3 6 . 前記復号処理ステップでは、

前記階層ッリ一構造における各ノードに固有のノードキーと各デバイス固有の リーフキーの異なるキーセヅ トを保有し、 前記暗号化メヅセージデータについて の復号処理を前記キーセッ トを使用して実行するようになすことを特徴とする請 求の範囲第 3 5項に記載の情報処理方法。

3 7 . 上記メヅセージデータは、 コンテンヅデ一夕を復号するための復号鍵とし て使用可能なコンテンツキ一であることを特徴とする請求の範囲第 3 4項に記載 の情報処理方法。

3 8 . 上記メ ヅセージデータは、 認証処理において用いられる認証キ一であるこ とを特徴とする請求の範囲第 3 4項に記載の情報処理方法。

3 9 . 上記メヅセ一ジデ一夕は、 コンテンツのィンテグリティ · チェヅク値 （ I

C V ) 生成キーであることを特徴とする請求の範囲第 3 4項に記載の情報処理方 法。