JPH09282156A - プログラム保護装置及びプログラム保護方法 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 非保護環境で実行してもプログラムデータの
不正コピーを不可能にする。 【解決手段】 プログラムは暗号化されてＲＯＭ３２に
格納される。セキュリティチップはプロセッサ２０から
の適切な要求に応答してプログラムデータを復号化して
プロセッサ２０へ返すが、要求が不適切ならばプロセッ
サ２０を停止させる等の処置をする。分岐命令はセキュ
リティチップ３０内で処理される。復号化に必要なキー
値はセキュリティチップ３０内部の揮発性メモリに格納
されるが、セキュリティチップ３０を剥離すると揮発性
メモリの内容が失われる。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する分野】本発明は、実行可能プログラムを
コピーから保護する分野に関する。より詳しく述べれ
ば、本発明は一実施態様において、プログラムを実行す
るプロセッサ及びプログラムを保持するメモリをアクセ
スすることを前提とした開放ハードウエアシステムにお
けるコピー保護手段を提供する。

【０００２】

【従来の技術】ソフトウエアが単品商品として販売され
るようになって以来、コンピュータプログラムを不正コ
ピーから保護することがソフトウエア開発者の関心事で
ある。その難しさは、ソフトウエアはコピーが容易であ
り、また、どんなコピー保護もしくは防止方式もソフト
ウエアを実行しようとするときには結局は一部のコピー
を許可せざるを得ないという点にある。ソフトウエア
を、それを実行するチップを含むチップ（集積回路）内
に閉じこめない限り、モニター可能な回路配線を通じて
頒布メディアからプロセッサへソフトウエアの実行部分
を送らなければならない。したがって、プログラムが保
護され、そのうえで正当なユーザに使用できるために
は、プログラムは、その一般に入手可能な形態でも正当
なユーザにより実行される形態でも簡単にコピーできて
はいけない。

【０００３】最近、プログラム開発者の技術サポートを
求める要求が増加しているのに対し、説明書類の充実に
対する要求、ウイルスの心配、ある種のソフトウエア特
に重要な業務用ソフトウエアの不正コピーは減ってきて
いる。しかしながら、ソフトウエアが技術サポートや説
明資料を必要とせず、かつウイルスに感染し得ないシス
テム、例えばゲームソフトウエアがリードオンリーメモ
リ（ＲＯＭ）に格納されたビデオゲームカートリッジを
使うビデオゲームシステムの上で利用される場合には、
不正コピーがまだ広く行われている。それに必要とされ
るのは、ゲームカートリッジに使用されている回路を理
解してゲームプログラムをコピーすることだけである。

【０００４】ビデオゲームのメーカは一般にビデオゲー
ム機を作り、その利用をライセンスを供与したソフトウ
エア製作者が製作したゲームのみに限定したいと考える
が、このビデオゲームメーカのもう１つの関心事はソフ
トウエアのコピーのことではなく、ビデオゲーム機をコ
ピーし、正規のゲームカートリッジ又は不正な互換ゲー
ムカートリッジを実行するゲーム機を作ることである。

【０００５】保護されていないシステムでは、模倣者
（すなわち”ソフトウエア海賊”その他のソフトウエア
を不正に解析又はコピーする者）は、プログラムにアク
セスできれば簡単にプログラムをコピーすることができ
る。ここではプログラムを走らせるために必要なデータ
のことをプログラムデータと呼ぶが、これには命令（プ
ログラムコード）、値のテーブル、スクリーン画像を生
成するために用いられる画像データが含まれる。プログ
ラムデータがその頒布時の形態では簡単にアクセスでき
なくとも、模倣者は、プログラムデータを保持する記憶
メディアとプロセッサとの間のバスを観測しプログラム
コードを調べることによって、プログラムデータを手に
入れであろう。したがって、プログラムだけを暗号化し
ても、プログラムは結局はデコードされて利用されるの
で本当の保護にはならない。プログラムデータがビデオ
ゲームカートリッジに格納され、プロセッサがビデオゲ
ーム機上にある場合には、いかなる秘密通信によること
なく記憶メディアとプロセッサとの間のインターフェー
スを容易に利用できるので、プログラムデータの解析は
簡単になる。多くのビデオゲーム機で、ＣＰＵのバス全
体が簡単に解析に利用できる。このような問題は、ビデ
オゲームカートリッジのみならず、どのようなの種類の
取り外し可能なプログラム記憶メディアにも当てはまる
ことは当然である。

【０００６】多くのコピー保護方式は、気まぐれでコピ
ーしようとする者に対する抑止手段であって、プログラ
ムの大量の不正コピーを作成にすることを意図して、コ
ピー保護の仕組みを打ち破るために大金と多くの時間を
費やすことをいとわない確信犯的模倣者に対する抑止手
段ではない。気まぐれの模倣者に対しては、ソフトウエ
アのみによるコピー保護を導入することで間に合う。例
えば、気まぐれな模倣者には普通はアクセスされたり観
測されたりしない秘密ファイル又はコードを利用すれば
十分である。また、気まぐれの模倣者の多くは、コピー
するのにカートリッジを作る必要があると、プラスチッ
クのカバーと回路基板を作る能力を要するため、コピー
することをあきらめるであろう。しかし、非常に確信犯
的なカートリッジの模倣者は、大量のカートリッジを作
って売ることを企ており、したがってプログラムデータ
がコピーされたならカートリッジを作る能力を持ってい
る者である。ソフトウエアのみによるコピー保護方式
は、プログラムデータメディアの文書化されない部分を
秘密コードの格納のために用いるであろうが、一般
に、”不明であることによる保護”によって、コピー方
法を知らない者だけは使用可能なコピーを作成できない
ようにする。したがって、大規模な、熟練した模倣者を
阻止しようとする場合には、ソフトウエアのみによるコ
ピー保護は利用できない。幸いなことに、ハードウエア
要素を含むメディアによりプログラムデータが頒布され
る場合、例えばビデオゲームカートリッジの場合には、
ハードウエアによるコピー保護をカートリッジに組み込
むことができる。

【０００７】ハードウエアによるコピー保護方式の多く
は、プログラムの正規コピーがあることを知らせるハー
ドウエア回路又はデバイス（許可デバイス）が存在する
ことを前提にしている。プログラムは、実行時に、許可
デバイスがあるかチェックするルーチンを走らせる。許
可デバイスがなければ、プログラムは動作を続けること
を拒絶するか、何か他の望ましくない動作をする。これ
らの防護方式は２つの攻撃方法に対しては無防備で、防
御が無力化される恐れがある。

【０００８】その一つの攻撃方法の場合、模倣者はハー
ドウエアの許可デバイスの回路を解析してその必須エレ
メントを確定し、得られた情報に基づいて不正な許可デ
バイスを複製する。許可デバイスの細部がカスタム集積
回路に埋め込まれていたとしても、化学的剥離プロセス
を利用し集積回路を１層ずつ顕微鏡で観測して回路の構
造を解明できる。また、１動作の詳細解析又はプログラ
ムの多数のパスの高速解析を支援するために、許可デバ
イスの動作を、その回路及びプロセッサの動作速度を下
げたり上げたりして観測することもできる。

【０００９】もう一つの攻撃方法の場合、模倣者は、許
可デバイスが存在するかチェックするソフトウエアルー
チンを、許可デバイスが実際に適所にあろうとなかろう
と、適所に存在するという報告を常に返すように変更し
ようとする。模倣者は、簡単に手に入るロジックアナラ
イザーをプログラムを走らせるマイクロプロセッサに接
続しておき、マイクロプロセッサを低速で走らせてマイ
クロプロセッサとの間のデータのやりとり全部をロジッ
クアナライザーで記録させ、この情報を用いてプログラ
ムのフローを確認する。許可デバイスが適所にある場合
（正当使用の模擬）と適所にない場合（不正使用の模
擬）の両方についてプログラムのフローが記録されれ
ば、模倣者は、両フローを比較し、そして許可デバイス
が適所にあるか否かの判定がプログラム内のどこでなさ
れるか確認することができる。その位置が確認されたな
らば、ソフトウエアのその位置を、許可デバイスの存在
判定のルーチンが存在を否定することがないように変更
することができる。これは、一つの条件付き飛び越し命
令を無条件飛び越し命令又はＮＯＰ（ノーオペレーショ
ン）に置き換えることにより行うことができることが多
い。

【００１０】

【発明が解決しようとする課題】したがって、必要とさ
れるものは、必ずしも安全ではないバスを通じてプロセ
ッサにプログラムコードを実行させる装置であって、模
倣者の方で、それ以外の装置で用いるためのプログラム
データを複製しようとすると、あるいは当該装置を複製
しようとすると、実現不可能なほどの膨大な作業が必要
となるような装置である。よって、本発明の目的は、そ
のようなプログラムをコピーから保護するための装置及
びその方法を提供することである。

【００１１】

【課題を解決するための手段】本発明は、プログラムコ
ードを非保護環境で実行しても、プログラムコード又は
関連データのコピー方法を確認できなくする保護システ
ムを提供する。本発明による保護システムの一実施例に
おいては、プログラムメモリに暗号化したプログラムデ
ータ（プログラム命令、データテーブル、デジタイズド
画像等々）を記憶し、また、そのプログラムデータをプ
ロセッサが必要とする時に取り出すために一つの集積回
路に収容されたセキュリティ回路が用意される。実施例
によって、そのプロセッサは中央処理装置（ＣＰＵ）で
あり、ビデオ画素プロセッサであり、あるいはプログラ
ムデータを必要とする他の低水準ＣＰＵである。非保護
システムにおいてはプロセッサにより実行されるであろ
う処理ステップの一部は、当該保護システムにおいて
は、セキュリティ回路内で、暗号化プログラムデータの
中のプロセッサには与えられない部分により実行され
る。プログラムデータは、プロセッサから出されるセキ
ュリティチップ（security chip）に対する適切な要求
に基づき解析される。セキュリティチップは、どのプロ
グラムコードが実行中であるかによって、プログラムメ
モリのどのセクションがプロセッサが要求を出し続ける
ために適当であるかを監視する。セキュリティチップは
キーレジスタを含み、このキーレジスタにはプログラム
コードを復号化するのに必要なキー値が格納される。セ
キュリティのため、異なるプログラム毎に別々のキー値
を用いてよい。

【００１２】チップ剥離の恐れがある場合、キーをバッ
テリ駆動の揮発性メモリに記憶させ、又はキャパシタ上
の電荷として記憶させ、セキュリティチップを剥離する
と揮発性メモリに達するかなり前に揮発性メモリに対す
る電源が破壊されるように、揮発性メモリをセキュリテ
ィチップ面に配置又は分布させるとよい。

【００１３】ある実施例では、セキュリティチップはプ
ログラム命令から分岐ステートメントを抽出し、それ
を、復号化した後、プロセッサへ供給する前に、内部の
分岐テーブルに格納する。好適な実施例では、分岐ステ
ートメントは暗号化される前に分離されプログラムメモ
リに格納される。プログラムの可能なフローは分岐テー
ブルから分かるので、分岐テーブルだけに可能な分岐の
リストを記憶していれば良いので、メモリが節約され
る。

【００１４】いくつかの実施例では、暗号化は一般的な
複雑な暗号化であるが、別の実施例では、ハードウエア
を削減するため、暗号化は疑似乱数発生器（ＰＲＮＧ）
の出力との排他的論理和演算である。必要ならば、いく
つかの補助的な保護方法が適用されてもよい。例えば、
セキュリティチップがプロセッサバスを読むように配置
されるならば、セキュリティチップがメモリからの命令
フェッチ及びデータフェッチを全てモニタできるように
プロセッサバスのタップを設けてもよい。例えば、セキ
ュリティチップは全ての分岐情報を提供するから、分岐
と分岐の間のプログラムの流れは直線的かつ決定論的で
ある。したがって、セキュリティモジュールは分岐間の
バスアクティビティ全部のチェックサムをとり、それを
予め求められているチェックサムと比較し、そしてチッ
クサムが一致しないときには、プロセッサに与えられた
命令が何か変更されているのであろうから、それ以上の
分岐情報の提供を拒否する。

【００１５】セキュリティチップは、プロセッサが所期
の速度で命令を実行していることを確認するため、リア
ルタイムクロック、ＲＣ（抵抗−キャパシタ）時定数回
路、又は他のダイナミック論理回路を持っても良い。こ
うすることで、不正な分岐テーブルの作成に必要な物を
通じプログラムを走らせるプロセスをスピードアップす
るためにプロセッサが加速されたり、あるいは、ハード
ウエア解析を行うためにプロセッサの速度が下げられた
りしないようにする。

【００１６】また、セキュリティチップは分岐テーブル
を保持しているため次の分岐が何であるか推測でき、し
たがって、プロセッサは条件付き分岐を起こすかどうか
を判断するために必要な値を与えるだけでよい。リター
ン命令を処理するために、セキュリティチップはプロセ
ッサのためのプログラムスタックも保持する。このセキ
ュリティ機構はプロセッサが予期しない分岐情報を要求
しないようにする。

【００１７】暗号化されたプログラムデータに対する文
字推定攻撃（chosen text attack）をやりにくくするた
め、プログラムデータを最初に圧縮することによりデー
タ中のパターンを除去してもよい。

【００１８】暗号化と復号化は一般的な暗号化／復号化
と同様に行ってよい。しかし、ハードウエアコストが小
さいことが優先される場合には、暗号化器はＰＲＮＧの
出力に従ってプログラムデータのビット又はバイトの順
番を並べ替える単なるデータスクランブラーにしてもよ
い。このときには、データ復号化器は単にバッファ、マ
ルチプレクサ及びデマルチプレクサの系列である。セキ
ュリティチップが伸長器を含んでいる場合には、そのバ
ッファは既に伸長器内にあるかもしれない。スクランブ
ラーが他の暗号化と一緒に用いられると、データ中のど
のワード又はビットの位置も推測できないので、文字推
定攻撃は一層困難になる。ＰＲＮＧの種は、キー値又は
キーの依存値に見合ったある値により設定される。ファ
イルが圧縮されるため、それほど強固でない暗号化を用
いることができる。暗号化されたプログラムデータの多
くの異なったセクションを対応した復号化データと比較
することによりキー値を確定する分析法に対して、防御
ほより強固にするため、セクション毎に変化する補助キ
ー値を用いてもよい。この補助キー値は、プログラムデ
ータと一緒に格納された値及びメインのキー値から生成
される値としてよい。あるいは、補助キーのテーブルを
プログラムデータと一緒に格納し又はセキュリティチッ
プ内に格納し、メインのキー値を用いて、そのテーブル
よりキーを選択してもよい。

【００１９】用途によっては、不正ゲーム機上での不正
ゲームカートリッジの動作を阻止することも望まれる。
このような用途の場合、ゲームカートリッジにコピーし
にくいエレメントが設けられ、ゲームカートリッジ上の
セキュリティチップは作動前にそのエレメントが存在し
ていることを要求する。

【００２０】

【発明の実施の形態】図１は、本発明のためのありふれ
た用途、すなわちビデオゲームを表している。開示内容
を読めば明白になるように、本発明はビデオゲームある
いはカートリッジ上に格納されるプログラムに限定され
るものではない。

【００２１】図１において、ゲーム機１０にゲームカー
トリッジ１２がバス１４を介し今まさに接続されようと
している状態が示されている。ここでは、模倣者はゲー
ムプログラム及びゲームデータをゲームカートリッジ１
２に格納される時に読み取ることができ、または模倣者
はゲーム機１０内で起こることを全て知っていると仮定
する。また、セキュリティデバイスの好ましい設計プラ
クティスに従い、模倣者はキー又はパスワード以外は、
どんなセキュリティ回路及びアルゴリズムも全て詳しく
知っていると仮定する。システムの基本的な目的は正規
ユーザがログラムを走らせることができるようにするこ
とであるので、模倣者が所与の入力データ・セットでプ
ログラムを走らせてプログラムの結果と流れを観測する
ことを妨げることは不可能である。したがって、このシ
ステムの目標は、プログラムを通常速度で走らせるこ
と、そして、一つの入力データ・セットによりプログラ
ムを１回実行することによって推測てだきるプログラム
の情報量を制限することを要求することである。実際の
プログラムコード及びデータを確認することが事実上不
可能であるのは、システムに対して走らせなければなら
ない入力データセットの数があまりに多いために、かか
る解析を実施するのに必要な時間が、プログラムの適法
な販売の大半が終わるまでの期間より長いか同等である
からである。

【００２２】ゲーム機１０は図示のように、プロセッサ
２０、ローカルメモリ２２、ビデオディスプレイ１６へ
の出力インターフェイス、入力装置１８からの入力イン
ターフェイス及び回路クロック２４を有する。ゲーム機
１０は図示されないが他のエレメントを持っているかも
しれない。入力装置１８は、本発明の主題ではないので
包括的に示されているが、例えばキーボード、ジョイス
ティック、タッチパッド又はセンサーアレイである。ビ
デオディスプレイ１６は通常、プロセッサ２０又は中間
ビデオメモリ（不図示）により指定された色の画素の２
次元配列を表示する画素分割ディスプレイ（例えばラス
ターモニタ）である。ローカルメモリ２２は、プログラ
ムの実行に用いられる変数並びにプログラムのカレント
ページの命令を格納する。プログラムは必要になった時
にローカルメモリ２２にページングすることができるの
で、ローカルメモリ２２はプログラム全体を同時に格納
する必要はない。この説明から明らなように、セキュリ
ティシステムをプロセッサ２０すなわちゲームシステム
のＣＰＵに関連して説明するが、本発明はシステム内に
あるビデオプロセッサ、画像プロセッサ、その他のプロ
セッサに関しても利用し得る。

【００２３】図示されたゲームカートリッジ１２は、セ
キュリティチップ３０とＲＯＭ３２を有する。ＲＯＭ３
２の代わりに別種の記憶手段、例えばＣＤ−ＲＯＭ（コ
ンパクトディスクＲＯＭ）、ディスケット、フラッシュ
メモリ、あるいはネットワーク経由でアクセスされるリ
モートプログラム等を用いてもよい。ＲＯＭ３２はゲー
ムプログラムを暗号化された形で格納している。そのよ
うに格納されたプログラムは、プログラムの実行可能コ
ード、データテーブル、グラフィック画像のほか、カー
トリッジにより実現されるゲームの動作に必要な又は関
係した関連オブジェクトから構成される。好適な実施例
では、セキュリティチップ３０は単一の集積回路であっ
て、外部アクセス可能なピンに保護データストリームは
全く流れない。

【００２４】本発明は、あらゆる攻撃に対し保護できる
わけではない。例えば、模倣者がゲームメーカの不心得
な従業員から暗号化前のゲームプログラムを手に入れた
ならば、模倣者がそのプログラムをそのままの形で頒布
することを本発明は阻止できないであろう。ここでは、
不正な模倣者はゲーム機といくつかのゲームカートリッ
ジを入手できるだけであると仮定する。このように入手
方法が限定された場合、模倣者は図１にツール４０とし
て示した様々な解析ツール及び制御ツールを利用し、ゲ
ーム機及びカートリッジの動作解析を試みるであろう。
解析ツールは信号を記録し、一方、制御ツールは信号を
変化させるが、多くは同時に解析ツールで信号を記録す
る。このようなツールにはマイクロプロセッサ・トレー
スアナライザー、波形発生器、オシロスコープ等が含ま
れる。図１は、模倣者が信号の解析及び制御のためのタ
ップを設ける可能性のあるゲーム機１０及びゲームカー
トリッジ１２内部のいくつかの箇所を表している。重要
なことは、模倣者は、セキュリティチップ３０の化学的
隔離や顕微鏡レベルの作業を行わないと、セキュリティ
チップ３０の内部信号線にタップを設けることができな
いことである。

【００２５】回路クロック２４に対するタップ４１は、
ゲーム機１０の動作速度を下げてゲーム機１０の動作解
析を容易にするために、あるいは、回路クロック２４の
速度を上げて、より迅速に多くの命令を実行することに
よりプログラムの様々な変化をテストするために、利用
されるかもしれない。このタップを利用できなくするた
め、セキュリティチップ３０は内部的に速度が決定され
るクロックも保有し、回路クロック２４が正しい速度で
動作しないとＲＯＭ３２からのプログラムデータの復号
化を拒否してもよい。

【００２６】ＲＯＭ３２に対するタップ４２は模倣者に
ＲＯＭ３２の内容を提供するが、これらの内容はセキュ
リティチップ３０によって提供される復号化がなければ
役に立たない。バス１４上を往来するデータに対するタ
ップ４４又はプロセッサ２０とローカルメモリ２２の間
を往来するデータに対するタップ４３は、復号化された
プログラム情報を提供するかもしれないが、しかし、ゲ
ームの１実行に当てはまるプログラムシーケンスの例を
提供するにすぎず、様々な入力セットに利用可能なシー
ケンスを提供するものではない。さらに、その情報は分
岐命令を含まない。というのは、分岐命令はプロセッサ
へは送られず、セキュリティチップ３０内で実行される
からである。

【００２７】ビデオディスプレイ１６に対するタップ４
５についても同じことが言える。タップ４５は全てのビ
デオ信号を記録できるかもしれないが、ビデオ信号は単
にゲームのある特定のプレイに対応するにすぎない。例
えば、独特のグラフィックスを含むあるゲームレベルに
決して到達しなければ、そのゲームレベルのグラフィッ
クスはビデオディスプレイ１６に決して送られないから
タップ４５により取得できない。

【００２８】確信犯的な模倣者は、ゲームの様々な結果
とイベントをシミュレートする信号を挿入するために入
力装置１８とプロセッサ２０の間の信号に対するタップ
４６を利用するかもしれない。様々な十分なパスによっ
て、模倣者はあらゆる可能性を確認してゲームプログラ
ムを再現できるかもしれないが、プロセッサの速度を上
げることができないため、また、極めて多くの可能性が
あるために、ゲームが市販されてから模倣者の潜在市場
を拡散させるに十分な量が売れてしまうまでの間に、模
倣者がゲームを再現できるとは思われない。

【００２９】このように、これらのタップを全て用いた
としても、ゲーム機１０とゲームカートリッジ１２しか
入手できない模倣者は、ゲームプログラムの完全な使用
可能な複製を作ることができない。確信犯的な模倣者は
セキュリティチップ３０そのものに侵入するかもしれな
いが、それにはセキュリティチップ３０のケースを注意
深く取り除いてセキュリティチップ３０を１層１層解析
しなければならない。しかしながら、セキュリティチッ
プ３０の内部回路全体が分かったとしても、層を除去す
るとキーを保持しているメモリは電源を断たれるように
設計されているため、模倣者はＲＯＭ３２の復号化に必
要な揮発性のキー設定を得られないであろう。そのメモ
リが電源のために必要な層より何層も下にある場合、メ
モリはその層が解析に利用できるようになる前に消去さ
れてしまうであろう。模倣者は、セキュリティチップ３
０を打破するには、ＲＯＭ３２の内容とセキュリティチ
ップ３０の出力を解析してキーを引き出すことができな
ければならない。キーはゲーム毎に異なることに加え
（必ずしも各ゲームカートリッジはそのゲームを格納し
ているとは限らない）、セキュリティチップ３０はその
中身にアクセスせずに暗号を打破することをいっそう困
難にする他の機構を含んでいる。

【００３０】図２はセキュリティチップ３０をさらに詳
しく表す。セキュリティチップ３０はバスユニット５０
を有し、これはセキュリティチップ３０をバス１４と結
合し、プログラムデータを求める要求をトランスレータ
５２に渡す。トランスレータ５２は、アクセス要求のア
ドレスをＲＯＭ３２のアドレスロケーション又はロケー
ション範囲へ変換する。このアドレスはアドレスバス５
４を介しＲＯＭ３２へ送られ、ＲＯＭ３２はデータをデ
ータバス５６で返す。あるいは、ＲＯＭ３２のいくつか
のロケーションがキャッシュ６０にキャッシュされても
よく、この場合にはトランスレータ５２はアドレス情報
をキャッシュ６０へ送り、キャッシュ６０はキャッシュ
データを供給する。

【００３１】両方のデータソースが復号化器６２の入力
に結合されるが、復号化器６２はキーレジスタ６４によ
り与えられるキー値を使ってＲＯＭ３２からのデータを
復号化する。後述のように、要求されるセキュリティの
程度に応じて復号化器６２は様々な構成をとり得る。復
号化器６２はほぼ、プログラムデータの暗号化に使用さ
れる暗号化器の逆装置でなければならないので、復号化
器６２の様々な構成を暗号化器と関連させて後述する。

【００３２】復号化器６２の出力はオプションの伸長器
６８の入力に与えられ、伸長器６８はそのデータをルー
ター(router）７０へ送る。ルーター７０はクリア(clea
r）ＲＯＭデータ用出力と秘密データ用出力を持つ。ク
リアＲＯＭデータは暗号化されないプログラムコード及
びデータオブジェクトであるが、分岐情報は持たない。
秘密データは分岐情報並びに他の変数、例えばチェック
サムと所期の実行時間を含む。

【００３３】秘密データ出力は演算ユニット７２に結合
され、演算ユニット７２はセキュリティチップ３０の全
体的制御を司る。演算ユニット７２はプライベートテー
ブル７４の読み書き用ポート、リアルタイムクロック７
６の読み込み用入力、バスユニット５０から分岐要求を
受け取るための入力、バスユニット５０に結合される分
岐応答用出力、プロセッサバスすなわちバス１４上で発
生するアクティビィティに関する情報を提供するバスタ
ップのためのバスユニット５０からの入力、プログラム
データの要求の妥当性に関するバスユニット５０からの
問い合わせを受け取って回答するためのポートも有す
る。セキュリティチップ３０の詳細な動作については図
４及び図５に関連して後述する。

【００３４】図３は、ゲームカートリッジ１２に使用さ
れることになる暗号化ＲＯＭ３２にゲームプログラム１
１２を暗号化するために利用されるシステム１００のブ
ロック図である。システム１００は分岐セパレータ１０
２に結合されるゲームプログラム１１２用記憶装置を有
し、分岐セパレータ１０２は保護プログラム１１４、分
岐テーブル１１６、チッェックサムデータのファイル１
１８、タイミングデータのファイル１２０を出力する。
これらデータセットのための記憶装置が用意されてお
り、この記憶装置は圧縮器１０４に結合される。この圧
縮器１０４はあってもなくてもよいが、ある方が望まし
い。圧縮器１０４の出力は暗号化器１０８の入力に結合
され、暗号化器１０８はキーレジスタ１１０からキー値
を受け取るための入力も持っている。この暗号化器１０
８の出力がＲＯＭ３２の内容を形成する。

【００３５】前述のように、ゲームプログラム１１２は
プログラムの実行可能コード、データテーブル、グラフ
ィック画像、その他の関連オブジェクトからなる。説明
用でしかないが、プログラムの実行可能コードの簡単な
一例を表１に示す。表１に示すプログラムは、当該プロ
グラムを任意の入力に対し走らせるのに必要とされる全
ての情報が当該プログラムだけから分かるという点で”
クリアな”プログラムである。実際、このプログラムは
任意の可能な入力値（例えばａ［］の値）に対し、配列
ａ［］の初めの１０エントリーを配列 ｂ［］の対応し
たロケーションに移すに過ぎないことは表１から明らか
である。

【００３６】

【表１】

【００３７】表１のプログラムに相当するＣ言語プログ
ラムは次の通りである。 main｛ for（i=0；i<10；i++） move（ｉ）； ｝ void move（int ｉ）｛ b[i]=a[i]； ｝ 。

【００３８】表１のプログラムが分岐セパレータ１０２
へ与えられれば、表２に示す保護プログラム及び表３に
示す分岐テーブルが得られるであろう。

【００３９】

【表２】

【００４０】

【表３】

【００４１】この保護プログラムを生成する際、命令の
順番は維持できたであろうから、行番号は順序通りであ
る。しかし、これら行番号が正しいとしたら、セキュリ
ティチップ３０に渡されるアドレスを解析すれば、どこ
でジャンプするか又はしないかが分かるであろう。例え
ば、表２の保護プログラムにおいて行番号が正しいなら
ば、ジャンプアドレスｎの要求の後にジャンプアドレス
ｎ＋１の要求が続けば、アドレスｎに関連したジャンプ
は起こらなかったことを意味する（さもなければｎ＋１
以外のジャンプアドレスが次のジャンプアドレスであろ
う）。この種の解析を防止するために、保護プログラム
における行の順番がスクランブルされる。条件分岐毎に
真と偽のアドレスが格納されるので、発生しないジャン
プに続くコードは、そのジャンプの後に順番に続く必要
はない。

【００４２】図９乃至図１３はクリアプログラムのより
長い例のリスト（Ａ）であり、図１４乃至図２１は同プ
ログラムに対応した保護プログラムのリスト（Ｂ）であ
り、図２２は同プログラムに対応した分岐テーブルであ
る。図２３乃至図２５は分岐セパレータ（図３）をソフ
トウエアで実現するために用いられるプログラムのリス
ト（Ｄ）である。当該プログラムは、Ｕｎｉｘオペレー
ティングシステムの走るコンピュータ上で一般に利用可
能な”ａｗｋ”言語で記述されている。一見して明らか
なように、図１４乃至図２１のプログラムは図２２の分
岐テーブルを時折参照しないと実行できない。

【００４３】実施例によっては、分岐セパレータ１０２
は分岐テーブルを参照する間に実行されるいくつかの命
令についてチッェクサムの計算も行う。これらのいくつ
かの命令は、分岐を全く含まないから毎回同じ順番で実
行されるはずであり、したがって、そのチェックサムは
計算が容易である。これらのチェックサムはチッェクサ
ムデータ１１８として格納される。同じように、実施例
によっては、それらのいくつかの命令のための実行時間
を計算し、タイミングデータ１２０として格納すること
ができる。

【００４４】解析に対しより強固なセキュリティが必要
とされるときには、分岐をセキュリティチップ３０によ
り実行させるのではなく、セキュリティチップ３０で発
生した分岐を実現するための割り込みを発生してもよ
い。こうすれば、模倣者は発生しない分岐は発見できな
いであろう。

【００４５】保護プログラム１１４、分岐テーブル１１
６、チェックサムデータ１１８及びタイミングデータ１
２０が生成された後、この情報は必要ならば圧縮器１０
４によって圧縮される。圧縮器１０４は例えば、Ａlle
n，Ｂoliek及びＢchwarzに対し付与された米国特許第
５，３８１，１４５号 ”Ｍethod and Ａpparatus for
Ｐarallel Ｅncoding and Ｄecoding of Ｄata ”に示
されているエントロピーコーダーである。圧縮は、一定
サイズのＲＯＭにより多くのデータを格納できるように
するために利用されるだけではなく、データ中に現れる
かもしれない何らかのパターンを除去することによっ
て、キー無しでの復号をより一層困難にするためにも利
用される。

【００４６】暗号化器１０８はいくつかの形態をとり得
る。ハードウエアコストを抑えることよりもセキュリテ
ィが優先される場合には、暗号化器１０８をデータセキ
ュリティの分野で知られている標準暗号方式（ＤＥＳ）
の暗号化器、トリプルＤＥＳ暗号化器、あるいはさらに
安全な暗号化システムとしてよい。ゲームが販売される
国及びゲームが使用されると考える国の法律、並びに、
セキュリティのニーズと計算能力の制約とのバランスに
応じて、各種の暗号化器１０８が用いられてよい。暗号
化プロセスのセキュリティの優先度がハードウエアコス
トを抑えることより低い場合には、いくつかの単純な暗
号化回路を用いてもよい。一実施例では、暗号化は単に
クリア（clear）データと疑似乱数発生器（ＰＲＮＧ）
の出力ビットストリームとの排他的論理和（ＸＯＲ）の
プロセスである。別の実施例では、クリアデータの順番
がＰＲＮＧの出力に基づき並べ替えられる。ハードウエ
アコストはその分増加するが、これら２つの方法を一緒
に用いてもよい。

【００４７】上記の単純な暗号化方法は、ＰＲＮＧをわ
ずかなゲートで容易に作ることができるので低コストで
ある。シフトレジスタにより構成されるＰＲＮＧについ
ては、例えば図８を見られたい。図７は、データスクラ
ンブラー１０６の内部構成の詳細ブロック図を示す。デ
ータスクランブラー１０６はいくつかのバッファを使う
が、これらバッファが圧縮器１０４の一部として既に存
在する場合には、バッファに関するコスト増加はゼロで
ある。

【００４８】もう一つの低コストの変形例では、暗号化
は圧縮と組み合わされる。この変形例では、圧縮はエン
トロピー圧縮であり、使用すべき最適コードを決定する
ために確率予測値のテーブルを用いる。これらのテーブ
ルのためのメモリはいずれにしても圧縮のために必要で
あるから、これらテーブルを暗号化に利用してもハード
ウエアコストは全く増加しない。これらのテーブルは、
最初に又は圧縮プロセス中にキー値又はキー値をベース
にした数値に応じて種を設定することにより、暗号化の
ために利用される。この暗号化方式によって得られる利
点は、確率テーブルが確立する機会を持つまでは圧縮プ
ロセスは必ずしも圧縮しようとするデータ中のパターン
を除去しないため、暗号化プロセスに対する公知の単純
文字攻撃(plaintext attack）を防ぐことである。キー
値により確率テーブルを初期化すれば、圧縮プロセスを
それほど簡単には解析できない。

【００４９】暗号化器１０８の出力は、暗号化され、そ
して恐らく圧縮された後に、暗号化ＲＯＭ３２に格納さ
れる。次に、ゲーム機１０と暗号化ＲＯＭ３２を使うゲ
ームカートリッジ１２の動作を図１から図５を参照して
説明する。図４及び図５は、その両方で、プロセッサ２
０とセキュリティチップ３０がゲームプログラムの一部
を安全に実行するために踏むステップを表しており、命
令及び／又はデータの１つのページを要求することから
始まる（ステップＳ１）。

【００５０】実現の容易さのため、プログラムデータを
個別的に圧縮されたデータセットに編成してよく、プロ
セッサ２０はある圧縮データセットを指すポインタを指
定することによって、あるいは最後にデコードされたペ
ージに基づき限定されたページの組より１つのページを
単に選択することによって、１つのページを要求する。
セキュリティを高めるため、各データセットをプログラ
ムの暗号化時に割り当てられたランダムＩＤにより確認
してもよい。

【００５１】あるページに対する要求はバス１４を介し
てバスユニット５０へ送られ、バスユニット５０はその
要求が適切であるか演算ユニット７２に問い合わせる
（ステップＳ２）。演算ユニット７２は、分岐テーブル
を保持しているので、どの命令がプロセッサ２０により
要求されるべきか否かを容易に判断できる。この機能に
よって、模倣者がプログラム全体をクリアプログラムと
してアセンブルできるようするため、ロセッサ２０を既
知の順序でプログラムのそれぞれの、かつ、すべてのブ
ロックを要求するように制御するができないようにす
る。要求が適切でないときには、演算ユニット７２はプ
ロセッサ２０を停止させる（ステップＳ３）。また、演
算ユニット７２が他にいくつかの働きをしてもよい。キ
ー値を消去したり、ＲＯＭ３２を消去したり、データを
時間とともに劣化させたり、あるいは、それ以上の解析
を挫折させるための他のステップ等である。実施例によ
っては、演算ユニット７２は検出された攻撃に対し、模
倣者がゲームプログラムのフローの推定に成功したなら
ば、その推定したフローが制限されるようプログラムの
フローを変更することで応酬する。例えば、演算ユニッ
ト７２はプログラムフローをゲームのほんの初めの数段
階に制限してしまう。

【００５２】要求が適切であるときには、該当ページが
ＲＯＭ３２から取り出される（ステップＳ４）。これを
行うために、要求はバスユニット５０により処理されて
トランスレータ５２へ送られる。プロセッサ２０により
用いられるアドレスとＲＯＭ３２をアクセスするために
用いられるアドレスが同一である場合には、トランスレ
ータ５２は不要である。表１及び表２から分かるよう
に、これらアドレスは必ずしも一致しない。暗号化によ
りデータのアドレスが変わるときにも、アドレスの変換
が必要である。要求されたページが格納されているＲＯ
Ｍ３２のアドレスが決まったならば、そのアドレスはバ
ス５４によりＲＯＭ３２又はキャッシュ６０へ出力され
る。どちらにアドレスが出力された場合でも、要求され
たデータが復号化器６２に入力される。この返されたデ
ータはプログラム命令かデータオブジェクトであろう。
そのデータがプログラム命令ならば、分岐テーブルの対
応したエントリーが、チッェックサム及びタイミング情
報が使われるときにはそれとともに、該データに付加さ
れる。

【００５３】復号化器６２は、キーレジスタ６４から与
えられるキー値を用いてデータを復号化する。復号化器
６２は暗号化器１０８の逆装置であり、そのキー値はキ
ーレジスタ１１０に格納されているキー値と等しいか、
またはその逆数であり、そのいずれであるかは採用され
る暗号化の種類による。復号化されたデータは次に伸長
器６８により伸長される。これらのエレメントの目的と
するところは、Ｆｉｇ．３に示したデータブロック１１
４，１１６，１１８，１２０のデータのセクションを復
元することである。このデータは次に、保護プログラム
（クリアＲＯＭデータ）と秘密データ（分岐テーブル、
チェックサム、タイミングデータ）とに分けられる。こ
の保護プログラムはバスユニット５０を経てプロセッサ
２０へ戻され、秘密データは演算ユニット７２へ渡され
る。演算ユニット７２は、このデータをプライベートテ
ーブル７４に格納する（ステップＳ５）。バスユニット
５０はクリアプログラムである保護プログラムページを
プロセッサ２０へ送る（ステップＳ６）。前述のよう
に、この保護プログラムページだけでは模倣者はゲーム
プログラムの動作を複製できない。

【００５４】プロセッサ２０はプログラムデータの１つ
のページを得たならば、当該ページ中の次の命令を実対
するセキュリティチップ３０の応答は、プロセッサ２０
が分岐すべき先のアドレスである。勿論、条件付き分岐
の場合、プロセッサ２０は１つ又は複数の引数をセキュ
リティチップ３０へ渡す必要があるであろうし、セキュ
リティチップ３０は真アドレスと偽アドレスのいずれか
を計算して返すであろう（ステップＳ１４）。次に、セ
キュリティチップ３０はそのアドレスをプロセッサ２０
へ渡し（ステップＳ１５）、プロセッサ２０はそのアド
レスへジャンプし（ステップＳ１６）、そのアドレスか
ら命令を取り出す（ステップＳ７へループバックす
る）。このように、プロセッサ２０にはどんな種類の分
岐であるか、可能な分岐アドレスが何であるかは全く知
らされずに、分岐のためのアドレスが与えられる。

【００５５】演算ユニット７２は分岐要求の処理と、分
岐要求が適切であるか否かの評価の両方に利用される。
これをするために、演算ユニット７２はプライベートテ
ーブル７４の一部として格納されるプライベート分岐テ
ーブルを利用する。この分岐テーブルは分岐全部を格納
する必要はなく、やがて発生する分岐を格納するだけで
よい。この分岐テーブルの分岐エントリー毎に、次に述
べるフィールドが保持される。

【００５６】ＴＹＰＥ − 分岐の種類で、次の中から
選ばれる： １）無条件ジャンプ ２）条件付きジャンプ ３）サブルーチンコール ４）サブルーチンリターン ＣＯＮＤＩＴＩＯＮ − 条件付きジャンプと共に用い
られるだけであり、テストされる条件を指示する。 ＡＤＤＲＥＳＳ １ − 無条件ジャンプと真条件の無
条件ジャンプの場合にはジャンプ先のアドレスであり、
コールの場合には呼び出されるアドレスであり、リター
ンの場合には使用されない。 ＡＤＤＲＥＳＳ ２ − 無条件ジャンプには使用され
ない。偽条件の条件付きジャンプの場合にはジャンプ先
アドリスである。コールの場合にはリターンアドレスで
あり、スタックにセーブされる。リターンの場合には利
用されない。

【００５７】実施例によっては、プロセッサ２０はやが
て発生する分岐のための分岐テーブルのインデックスを
指定もしないし、全く知らされもしない。そのような実
施例においては、分岐テーブルは現在の分岐の後にどの
分岐インデックスが続くべきかを記録している。勿論、
次の分岐はどの分岐が起こっているかに応じて決まるの
で、そのような実施例においては、その情報が次に述べ
る２つのフィールドに格納される。

【００５８】ＮＥＸＴ ＢＲＡＮＣＨ １ − プログラ
ムコード中のＡＤＤＲＥＳＳ １の後の最初の分岐のイ
ンデックスを示す。 ＮＥＸＴ ＢＲＡＮＣＨ ２ − プログラムコード中の
ＡＤＤＲＥＳＳ ２の後の最初の分岐のインデックスを
示す。 ＣＨＥＣＫＳＵＭ − 分岐前の全てのプログラムコー
ドに対し期待されるチェックサムである。 ＥＸＥＣＵＴＩＯＮ ＴＩＭＥ − 前の分岐から次の
分岐までの期待される実行時間である。 ＰＡＳＳＷＯＲＤ − 現在の分岐を実行するために必
要とされるパスワードである。

【００５９】ＴＹＰＥフィールドは分岐の種類を指示
し、したがって他のどのフィールドが利用されるかをも
指示する。例えば、無条件分岐（例えば "goto５”）の
ためのエントリーは、条件も偽条件アドレスも含む必要
がない。勿論、システムによっては、条件コールや条件
付きリターンのような他の分岐も可能である。高度なセ
キュリティシステムでは、ＮＯＰ分岐もセキュアプログ
ラムに含めてもよい。

【００６０】ＣＯＮＤＩＴＩＯＮフィールドは、変数と
定数の比較のためにオペランドと定数で表現してよく
（例えば ”branch if(i>=10)”）、変数と変数の比較
のためにオペランドだけで表現してよい（例えば ”bra
nch if(x<y)”）。比較のために変数が必要な場合、そ
の変数はプロセッサ２０により分岐要求の一部としてセ
キュリティチップ３０へ渡される。プロセッサ２０は、
どの条件が適用されようとしているかについて通知され
る必要はなく、引数としてどの変数をいくつ渡すべきか
を知らされるだけでよい。一実施例では、ＴＹＰＥフィ
ールドはどの種類の条件フィールドが使用されるかを指
示し、ＶＡＬＵＥフィールドは１が使用される場合に定
数値を指示する。

【００６１】ＡＤＤＲＥＳＳ１とＡＤＤＲＥＳＳ２のフ
ィールドは、現在要求されている分岐のための次のアド
レスを与える。条件付き分岐の場合、条件が真ならばＡ
ＤＤＲＥＳＳ１が与えられ、さもなければＡＤＤＲＥＳ
Ｓ２が与えられる。無条件分岐の場合、ＡＤＤＲＥＳＳ
２は使われない。コールの場合、ＡＤＤＲＥＳＳ１はコ
ールされるアドレスでプロセッサ２０へ与えられ、一
方、ＡＤＤＲＥＳＳ２はコールの次の命令のアドレス
（すなわちリターンアドレス）である。そのＡＤＤＲＥ
ＳＳ２の値はスタックに置かれ、後に対応したリターン
分岐に用いられる。リターンの場合、どのアドレスフィ
ールドも用いられない。リターンアドレスはスタックよ
り与えられるからである。

【００６２】表２は、プロセッサ２０のようなプロセッ
サにより実行されることを意図した保護プログラムを示
す。プロセッサは、分岐要求（クリアプログラムの分岐
に代わるもの）に到達すると、分岐要求を出し、分岐要
求のインデックスを条件の評価のために必要な引数と一
緒にセキュリティチップへ渡す。例えば、表２のアドレ
ス４で、ある特定の分岐インデックスの分岐要求が出さ
れる。命令”br_req 1”は、分岐テーブルのエントリー
１が用いられるべきであることを知らせる。しかし、確
信犯的模倣者の中には、分岐要求のインデックスを分岐
情報を抽出するために利用する者がいるかもしれない。
例えば、そのような模倣者は、”br_req1”命令を十分
追跡することにより、この命令がリターン命令に相当す
ることを確認できるかもしれない。次々にインデックス
付けされた分岐要求を解析することにより、各分岐の種
類と条件を確認することができる。

【００６３】この種の解析をさらに困難にするため、命
令中のインデックスを除くことができる。命令 ”br_re
q1”と命令 ”br_req2”をプロセッサに利用できるよう
にするのではなく、これら命令は両方ともただ”br_re
q”として知らされる。索引情報はＮＥＸＴ ＢＲＡＮＣ
Ｈ １フィールドとＮＥＸＴ ＢＲＡＮＣＨ ２フィール
ドに格納される。全ての分岐が演算ユニット７２により
制御されるから、現在の分岐のアドレスの次の分岐要求
は分かっているため容易に格納される。ＮＥＸＴＢＲＡ
ＮＣＨ 1フィールドは、ＡＤＤＲＥＳＳ ２が発生した
分岐の時に次の分岐のためのインデックスを含む。コー
ルの場合、ＡＤＤＲＥＳＳ １はコールされるサブルー
チンの先頭であり、ＡＤＤＲＥＳＳ ２はコール命令の
次の命令のアドレスである。したがって、ＮＥＸＴ Ｂ
ＲＡＮＣＨ １はサブルーチン中の最初の分岐のインデ
ックスであり、ＮＥＸＴ ＢＲＡＮＣＨ ２はＡＤＤＲＥ
ＳＳ２アドレスの次の最初の分岐のインデックスであ
る。コールの場合、ＡＤＤＲＥＳＳ ２とＮＥＸＴ ＡＤ
ＤＲＥＳＳ ２は、演算ユニット７２内のスタックにプ
ッシュされる。

【００６４】ＣＨＥＣＫ ＳＵＭ，ＥＸＥＣＵＴＩＯＮ
ＴＩＭＥ及びＰＡＳＳＷＡＲＤのフィールドは、それら
が用いられる場合には、分岐要求が許可されるか否かを
判断するために用いられる。分岐の後で、バスタップか
らのバス情報が演算ユニット７２へ送られ、演算ユニッ
ト７２は分岐が見つかるまでバスデータのチッェクサム
をとる。その結果得られたチッェクサムは、格納されて
いるＣＨＥＣＫＳＵＭと比較される。これらチェックサ
ムが相違する場合、演算ユニット７２はゲームをそれ以
上進行させない処置をする。チェックサムを、プロセッ
サバス上の全てのトラフィック（当然、変数データは除
く）に対して適用できる。

【００６５】同様に、リアルタイムクロック７６を利用
して分岐と分岐の間の時間が記録され、その時間はＥＸ
ＥＣＵＴＩＯＮ ＴＩＭＥ値と比較される。途中に入り
込む分岐はなく、分岐と分岐の間の命令数は分かってい
るので、プロセッサのクロックレートが分かっていれば
期待される時間の長さは容易に決まる。また、別のリア
ルタイムクロックは必要でない。ＰＲＮＧが復号化プロ
セスの一部として利用されるときには、ＰＲＮＧを、そ
れが利用されるか否かにかかわらず、各命令サイクルを
クロックするように設定してよい。そのようにすれば、
余分な命令が入り込むと、ＰＲＮＧはデータと同期しな
くなりデータを壊すことになろう。

【００６６】格別に注意を要する分岐については、ＰＡ
ＳＳＷＯＲＤ値を割り当ててよく、この場合にはプロセ
ッサは、その分岐を発生させるためにはパスワードを与
えなければならない。ＰＡＳＳＷＯＲＤ値は、プロセッ
サの状態とローカルメモリの記憶内容との既知の組合せ
から計算してもよい。

【００６７】分岐処理をセキュリティチップに依存する
と、プロセッサがクリアプログラムを処理する場合より
時間がかかるかもしれない。コードの実行が時間的に厳
しい場合、プログラムコードの選択したセクションに関
する保護を働かなくさせてもよく、そうするとプロセッ
サ自体で分岐処理を行う。また、処理時間を減らすた
め、時間的に厳しいプログラムコードのために必要な処
理の部分をセキュリティチップに実行させてもよい。

【００６８】行する（ステップＳ７）。プロセッサ２０
は、命令を実行する前に、それが分岐命令であるかチッ
ェックする（ステップＳ８）。分岐命令でなければ、プ
ロセッサ２０はその命令を実行し（ステップＳ９）、ペ
ージ中にさらに命令があるかチェックする（ステップＳ
１０）。ほかに命令があるならばプロセッサ２０は次の
命令を取り出すが（ステップＳ７へ戻る）、ほかに命令
がなければ、プロセッサ２０はＲＯＭ３２に次のページ
を要求する（ステップＳ１へ戻る）。

【００６９】他方、命令が分岐命令であるときには、プ
ロセッサ２０はそれを処理しないので、分岐要求がセキ
ュリティチップ３０へ送られる（ステップＳ１１）。こ
の分岐要求が不適切であるとステップＳ１２で判定され
たときには、演算ユニット７２はプロセッサ２０を停止
させる（ステップＳ１３）。要求が適切であるために
は、その要求が予期されていなければならず、予期され
た時に発生しなければならず、またバスチェックサムが
正しくなければならない。適切な分岐要求に対するセキ
ュリティチップ３０の応答は、プロセッサ２０が分岐す
べき先のアドレスである。勿論、条件付き分岐の場合、
プロセッサ２０は１つ又は複数の引数をセキュリティチ
ップ３０へ渡す必要があるであろうし、セキュリティチ
ップ３０は真アドレスと偽アドレスのいずれかを計算し
て返すであろう（ステップＳ１４）。次に、セキュリテ
ィチップ３０はそのアドレスをプロセッサ２０へ渡し
（ステップＳ１５）、プロセッサ２０はそのアドレスへ
ジャンプし（ステップＳ１６）、そのアドレスから命令
を取り出す（ステップＳ７へループバックする）。この
ように、プロセッサ２０にはどんな種類の分岐である
か、可能な分岐アドレスが何であるかは全く知らされず
に、分岐のためのアドレスが与えられる。

【００７０】演算ユニット７２は分岐要求の処理と、分
岐要求が適切であるか否かの評価の両方に利用される。
これをするために、演算ユニット７２はプライベートテ
ーブル７４の一部として格納されるプライベート分岐テ
ーブルを利用する。この分岐テーブルは分岐全部を格納
する必要はなく、やがて発生する分岐を格納するだけで
よい。この分岐テーブルの分岐エントリー毎に、次に述
べるフィールドが保持される。

【００７１】ＴＹＰＥ − 分岐の種類で、次の中から
選ばれる： １）無条件ジャンプ ２）条件付きジャンプ ３）サブルーチンコール ４）サブルーチンリターン ＣＯＮＤＩＴＩＯＮ − 条件付きジャンプと共に用い
られるだけであり、テストされる条件を指示する。 ＡＤＤＲＥＳＳ １ − 無条件ジャンプと真条件の無
条件ジャンプの場合にはジャンプ先のアドレスであり、
コールの場合には呼び出されるアドレスであり、リター
ンの場合には使用されない。 ＡＤＤＲＥＳＳ ２ − 無条件ジャンプには使用され
ない。偽条件の条件付きジャンプの場合にはジャンプ先
アドリスである。コールの場合にはリターンアドレスで
あり、スタックにセーブされる。リターンの場合には利
用されない。

【００７２】実施例によっては、プロセッサ２０はやが
て発生する分岐のための分岐テーブルのインデックスを
指定もしないし、全く知らされもしない。そのような実
施例においては、分岐テーブルは現在の分岐の後にどの
分岐インデックスが続くべきかを記録している。勿論、
次の分岐はどの分岐が起こっているかに応じて決まるの
で、そのような実施例においては、その情報が次に述べ
る２つのフィールドに格納される。

【００７３】ＮＥＸＴ ＢＲＡＮＣＨ １ − プログラ
ムコード中のＡＤＤＲＥＳＳ １の後の最初の分岐のイ
ンデックスを示す。 ＮＥＸＴ ＢＲＡＮＣＨ ２ − プログラムコード中の
ＡＤＤＲＥＳＳ ２の後の最初の分岐のインデックスを
示す。 ＣＨＥＣＫＳＵＭ − 分岐前の全てのプログラムコー
ドに対し期待されるチックサムである。 ＥＸＥＣＵＴＩＯＮ ＴＩＭＥ − 前の分岐から次の
分岐までの期待される実行時間である。 ＰＡＳＳＷＯＲＤ − 現在の分岐を実行するために必
要とされるパスワードである。

【００７４】ＴＹＰＥフィールドは分岐の種類を指示
し、したがって他のどのフィールドが利用されるかをも
指示する。例えば、無条件分岐（例えば "goto５”）の
ためのエントリーは、条件も偽条件アドレスも含む必要
がない。勿論、システムによっては、条件コールや条件
付きリターンのような他の分岐も可能である。高度なセ
キュリティシステムでは、ＮＯＰ分岐もセキュアプログ
ラムに含めてもよい。

【００７５】ＣＯＮＤＩＴＩＯＮフィールドは、変数と
定数の比較のためにオペランドと定数で表現してよく
（例えば ”branch if(i>=10)”）、変数と変数の比較
のためにオペランドだけで表現してよい（例えば ”bra
nch if(x<y)”）。比較のために変数が必要な場合、そ
の変数はプロセッサ２０により分岐要求の一部としてセ
キュリティチップ３０へ渡される。プロセッサ２０は、
どの条件が適用されようとしているかについて通知され
る必要はなく、引数としてどの変数をいくつ渡すべきか
を知らされるだけでよい。一実施例では、ＴＹＰＥフィ
ールドはどの種類の条件フィールドが使用されるかを指
示し、ＶＡＬＵＥフィールドは１が使用される場合に定
数値を指示する。

【００７６】ＡＤＤＲＥＳＳ１とＡＤＤＲＥＳＳ２のフ
ィールドは、現在要求されている分岐のための次のアド
レスを与える。条件付き分岐の場合、条件が真ならばＡ
ＤＤＲＥＳＳ１が与えられ、さもなければＡＤＤＲＥＳ
Ｓ２が与えられる。無条件分岐の場合、ＡＤＤＲＥＳＳ
２は使われない。コールの場合、ＡＤＤＲＥＳＳ１はコ
ールされるアドレスでプロセッサ２０へ与えられ、一
方、ＡＤＤＲＥＳＳ２はコールの次の命令のアドレス
（すなわちリターンアドレス）である。そのＡＤＤＲＥ
ＳＳ２の値はスタックに置かれ、後に対応したリターン
分岐に用いられる。リターンの場合、どのアドレスフィ
ールドも用いられない。リターンアドレスはスタックよ
り与えられるからである。

【００７７】表２は、プロセッサ２０のようなプロセッ
サにより実行されることを意図した保護プログラムを示
す。プロセッサは、分岐要求（クリアプログラムの分岐
に代わるもの）に到達すると、分岐要求を出し、分岐要
求のインデックスを条件の評価のために必要な引数と一
緒にセキュリティチップへ渡す。例えば、表２のアドレ
ス４で、ある特定の分岐インデックスの分岐要求が出さ
れる。命令 ”br_req1”は、分岐テーブルのエントリー
１が用いられるべきであることを知らせる。しかし、確
信犯的模倣者の中には、分岐要求のインデックスを分岐
情報を抽出するために利用する者がいるかもしれない。
例えば、そのような模倣者は、”br_req1”命令を十分
追跡することにより、この命令がリターン命令に相当す
ることを確認できるかもしれない。次々にインデックス
付けされた分岐要求を解析することにより、各分岐の種
類と条件を確認することができる。

【００７８】この種の解析をさらに困難にするため、命
令中のインデックスを除くことができる。命令 ”br_re
q1”と命令 ”br_req2”をプロセッサに利用できるよう
にするのではなく、これら命令は両方ともただ ”br_re
q”として知らされる。索引情報はＮＥＸＴ ＢＲＡＮＣ
Ｈ １フィールドとＮＥＸＴ ＢＲＡＮＣＨ ２フィール
ドに格納される。全ての分岐が演算ユニット７２により
制御されるから、現在の分岐のアドレスの次の分岐要求
は分かっているため容易に格納される。ＮＥＸＴ ＢＲ
ＡＮＣＨ 1フィールドは、ＡＤＤＲＥＳＳ ２が発生し
た分岐の時に次の分岐のためのインデックスを含む。コ
ールの場合、ＡＤＤＲＥＳＳ １はコールされるサブル
ーチンの先頭であり、ＡＤＤＲＥＳＳ ２はコール命令
の次の命令のアドレスである。したがって、ＮＥＸＴ
ＢＲＡＮＣＨ １はサブルーチン中の最初の分岐のイン
デックスであり、ＮＥＸＴ ＢＲＡＮＣＨ ２はＡＤＤＲ
ＥＳＳ ２アドレスの次の最初の分岐のインデックスで
ある。コールの場合、ＡＤＤＲＥＳＳ ２とＮＥＸＴ Ａ
ＤＤＲＥＳＳ ２は、演算ユニット７２内のスタックに
プッシュされる。

【００７９】ＣＨＥＣＫ ＳＵＭ，ＥＸＥＣＵＴＩＯＮ
ＴＩＭＥ及びＰＡＳＳＷＡＲＤのフィールドは、それら
が用いられる場合には、分岐要求が許可されるか否かを
判断するために用いられる。分岐の後で、バスタップか
らのバス情報が演算ユニット７２へ送られ、演算ユニッ
ト７２は分岐が見つかるまでバスデータのチッェクサム
をとる。その結果得られたチッェクサムは、格納されて
いるＣＨＥＣＫＳＵＭと比較される。これらチェックサ
ムが相違する場合、演算ユニット７２はゲームをそれ以
上進行させない処置をする。チェックサムを、プロセッ
サバス上の全てのトラフィック（当然、変数データは除
く）に対して適用できる。

【００８０】同様に、リアルタイムクロック７６を利用
して分岐と分岐の間の時間が記録され、その時間はＥＸ
ＥＣＵＴＩＯＮ ＴＩＭＥ値と比較される。途中に入り
込む分岐はなく、分岐と分岐の間の命令数は分かってい
るので、プロセッサのクロックレートが分かっていれば
期待される時間の長さは容易に決まる。また、別のリア
ルタイムクロックは必要でない。ＰＲＮＧが復号化プロ
セスの一部として利用されるときには、ＰＲＮＧを、そ
れが利用されるか否かにかかわらず、各命令サイクルを
クロックするように設定してよい。そのようにすれば、
余分な命令が入り込むと、ＰＲＮＧはデータと同期しな
くなりデータを壊すことになろう。

【００８１】格別に注意を要する分岐については、ＰＡ
ＳＳＷＯＲＤ値を割り当ててよく、この場合にはプロセ
ッサは、その分岐を発生させるためにはパスワードを与
えなければならない。ＰＡＳＳＷＯＲＤ値は、プロセッ
サの状態とローカルメモリの記憶内容との既知の組合せ
から計算してもよい。

【００８２】分岐処理をセキュリティチップに依存する
と、プロセッサがクリアプログラムを処理する場合より
時間がかかるかもしれない。コードの実行が時間的に厳
しい場合、プログラムコードの選択したセクションに関
する保護を働かなくさせてもよく、そうするとプロセッ
サ自体で分岐処理を行う。また、処理時間を減らすた
め、時間的に厳しいプログラムコードのために必要な処
理の部分をセキュリティチップに実行させてもよい。

【００８３】図６は上記ルールを実現するために用いら
れる、演算ユニット７２の一部たる分岐ユニット５００
を示す。分岐ユニット５００は分岐テーブル５０２から
一つのエントリーを、バスタップ５０４からデータを、
ＤＡＴＡ ＩＮバス５０６から引数を受け取り、これら
入力に基づき、不適切な分岐が要求されたことを示すエ
ラー信号又は適切に要求された分岐のアドレスを出力す
る。ある実施例では分岐アドレスはプロセッサ２０へ渡
されるが、別の実施例では分岐アドレスはプロセッサ２
０にどの命令が与えられるかを制御するために用いら
れ、それら命令のためのアドレスはプロセッサには全く
知らせない。

【００８４】分岐ユニット５００の動作は以下のとおり
である。分岐テーブル５０２のあるエントリーが選択さ
れると、ＶＡＬＵＥ，ＴＹＰＥ，ＣＨＥＣＫＳＵＭ，Ｐ
ＡＳＳＷＯＲＤ，ＴＩＭＩＮＧ，ＡＤＤＲＥＳＳ １，
ＡＤＤＲＥＳＳ ２，ＮＥＸＴ１，ＮＥＸＴ ２のフィー
ルドが出力される。ＶＡＬＵＥフィールドは定数と比較
する条件付きジャンプに関する定数であり、減算器５０
８の一方の入力となる。減算器５０８の他方の入力は、
ＤＡＴＡ ＩＮバスの最後の内容を保持するレジスタ５
１０より与えられる。減算器５０８は可変引数と定数と
の比較の結果を出力し、場合によっては、一方の入力が
他方の入力と比べ大きいか、等しいか、又は小さいかを
示すだけである。減算器５１２は同様に、レジスタ５１
２の出力と、それに接続されたもう一つのレジスタ５１
４の出力とを比較する。これら両減算器の出力はコント
ロール部５１６へ与えられる。

【００８５】コントロール部５１６は、エラー信号を出
力すべきか否かを判断し、また２つのマルチプレクサ
（ＭＵＸ）５１８，５２０を制御する。ＭＵＸ５１８の
出力は分岐アドレスであり、これはＡＤＤＲＥＳＳ
１，ＡＤＤＲＥＳＳ ２，スタック５２２より与えられ
るスタックトップ値のいずれか一つより選ばれる。ＭＵ
Ｘ５２０の出力は、ＮＥＸＴ 1，ＮＥＸＴ ２，初期
値，スタックトップ値の中の一つである。ＭＵＸ５２０
の出力は、次の分岐のためのインデックスを示し、分岐
テーブル５０２へインデックス入力としてフィードバッ
クされる。初期値は、ＰＥＮＤＩＮＧ線を適切に初期化
するために分岐連鎖中の最初の分岐を指すポインタであ
る。

【００８６】コントロール部５１６は、その入力に基づ
き、上に指摘したようにＭＵＸのどの出力が有効である
か決定する。すなわち、分岐ＴＹＰＥが無条件ジャン
プ、コール、又は真条件の条件付きジャンプである時に
はＡＤＤＲＥＳＳ １が選択される。偽条件の条件付き
ジャンプの時にＡＤＤＲＥＳＳ ２が選択され、リター
ン分岐の時にスタックトップが選択される。コールの場
合、ＡＤＤＲＥＳＳ ２はスタックにプッシュされ、次
のリターンに用いられる。

【００８７】コントロール部５１６はまた、ＭＵＸ５２
０のどの出力が有効であるか決定する。すなわち、分岐
ＴＹＰＥが無条件ジャンプ、コール、又は真条件の条件
付きジャンプの時には、ＮＥＸＴ １が選択されてＰＥ
ＮＤＩＮＧ線に与えられる。偽条件の条件ジャンプの時
にはＮＥＸＴ ２が選択され、リターン分岐の時にはス
タックトップが選択される。

【００８８】コントロール部５１６は、分岐テーブル５
０２から与えられたＣＨＥＣＫＳＵＭ値が、チックサム
ロジック５２４がバスタップ５０４より与えられた時に
計算したものと一致しない場合、リアルタイムクロック
７６をモニタすることによって得られた実行時間がＥＸ
ＥＣＵＴＩＯＮ ＴＩＭＥ（ＴＩＭＩＮＧ）フィールド
により指定された所期の実行時間と一致しない場合、又
は、プロセッサ２０により与えられたパスワードがＰＡ
ＳＳＷＯＲＤフィールドと一致しない場合に、エラー信
号を出力する。

【００８９】図７はスクランブラー１０６を詳しく示
す。スクランブラー１０６はデマルチプレクサ（ＤＥＭ
ＵＸ）６０２、ＭＵＸ６０４、疑似乱数発生器（ＰＲＮ
Ｇ）６０６、いくつかのバッファ６０８からなる。３つ
のバッファ６０８Ａ，６０８Ｂ，６０８Ｃが示されてい
るが、バッファの数は３個に限らない。スクランブラー
１０６の入力データストリームに対する働きは、入力デ
ータストリームのビット、バイト、ワード又はブロック
の順序を決定論的かつ可逆的方法により並べ替えること
である。

【００９０】この並べ替えを行うために、ＤＥＭＵＸ６
０２は、その入力のデータエレメント（ビット、バイ
ト、ワード又はブロック）を、その出力中の現在の疑似
乱数により決まる１つの出力に送る。現在の疑似乱数が
変わると、エレメントが送られ出力が変わる。ＭＵＸ６
０４はバッファにより出力された別々のエレメントスト
リームをまとめて１つのストリームにする。バッファ６
０８の構成により、これらエレメントがＤＥＭＵＸ６０
２とＭＵＸ６０４の間を移動するのに必要な時間が異な
るため、これらエレメントは並べ替えられる。各バッフ
ァ６０８は、ヘッドとテールを交替する先入れ先出し
（ＦＩＦＯ）バッファであるか、あるいは、後入れ先出
し（ＬＩＦＯ）バッファとしてヘッドとテールを交替す
るＦＩＦＯバッファである。前者の場合には、あるバッ
ファ６０８へ左から一つのエレメントがシフトインされ
る度に、そのバッファの右側から一つのエレメントがＭ
ＵＸ６０４へ出力され、バッファへ右側から一つのエレ
メントがシフトインされる度に、左側から一つのエレメ
ントが出力される。後者の場合には、エレメントはバッ
ファに両側から入れられるが、それらエレメントが出力
されるのは右端からである。エレメントがバッファ６０
８のどちら側の端よりシフトインされるかは、ＰＲＮＧ
６０６により出力される値によって制御される。

【００９１】このように、疑似乱数シーケンスが分かれ
ば、並べ替えのパターンの発見し、それをリバースする
ことが可能であろう。疑似乱数シーケンスを発見するた
めには、キー値（図２のキーレジスタ６４又は図３のキ
ーレジスタ１１０に格納されている）が分からなければ
ならない。なぜなら、そのキー値はＰＲＮＧ６０６の種
として働くからである。勿論、ハードウエアが割高な場
合には、スクランブラー１０６が伸長器の部分を利用し
てもよいし、あるいは内部の伸長テーブル、例えば確率
予測テーブルやＲ−コードテーブルのスクランブル又は
変更のためにキー値を用いてもよい。

【００９２】ハードウエアロジックが特に割高な場合に
は、図８に示す疑似乱数発生器（ＰＲＮＧ）７００を用
いるとよい。ＰＲＮＧ７００に必要なものは一つのキー
シフトレジスタ７０２、一つの最大長シーケンス（ＭＬ
Ｓ）シフトレジスタ７０４、２つのＭＵＸ７０６，７０
８、それに一つのＸＯＲゲート７１０だけである。ＰＲ
ＮＧ７００に対する入力は、キークロック７１２、ＭＬ
Ｓクロック７１４、ＫＥＹ ＩＮシリアル入力、ＫＥＹ
ＬＯＡＤ信号及びＩＮＩＴ／ＲＵＮ信号により与えられ
る。キーシフトレジスタ７０２は、一旦ロードされれば
キーレジスタ６４又は１１０として利用でき、無停電電
源７１６により給電される。

【００９３】キーシフトレジスタ７０２の入力はＭＵＸ
７０６の出力であるが、これはキーシフトレジスタ７０
２のループバックされた出力であるかＫＥＹ ＩＮ入力
のいずれかであり、そのどちらであるかは、ＭＵＸ７０
６のセレクト入力のＫＥＹＬＯＡＤ信号が付勢されたか
否かにより決まることが図８から分かる。ＭＬＳシフト
レジスタ７０４の入力はＭＵＸ７０８の出力であるが、
これはキーシフトレジスタ７０２の出力であるかＸＯＲ
ゲート７１０の出力であり、そのいずれであるかは、Ｍ
ＵＸ７０８のセレクト入力のＩＮＩＴ／ＲＵＮ信号がＩ
ＮＩＴであるかＲＵＮであるかにより決まることも図８
から分かる。ＸＯＲゲート７１０の入力は、ＭＬＳシフ
トレジスタ７０４の出力とＭＬＳシフトレジスタ７０４
の最終段以外の段からのタップである。使用されるタッ
プとＭＬＳシフトレジスタの段数によって、得られる疑
似乱数シーケンスの長さが決まる。シーケンス長とタッ
プ点の例については、Ｋnuth，Ｄ.Ｅ.，Ｔhe Ａrt of
Ｃomputer Ｐrogram，２ｄ.ｅｄ.，pp．２７−２９とそ
のＴable１を参照されたい。一実施例では、ＭＬＳシフ
トレジスタ７０４の段数は９８であり、キー値のビット
数は９８である。ただし、これ以外の長さ及びタップで
も同じように動作する。勿論、キー値のビット数は模倣
者がその値を簡単には推測できないよう十分大きくすべ
きである。９８段のＭＬＳシフトレジスタが送出するビ
ットシーケンスは、２⁹⁸−１ビット毎に繰り返すだけで
ある。このような多段数の場合、シフトレジスタは最大
長である必要はない。レジスタを最大長にしないことの
一つの利点は、最大長のシフトレジスタのためのタップ
のセットは当該分野で知られているので、非最大長のシ
フトレジスタの方がリバースエンジニアにとって面倒で
あろうという点である。

【００９４】ＫＥＹ ＬＯＡＤ信号を付勢し、ＫＥＹ Ｉ
Ｎ入力にキーを与え、キー値がロードされるまでキーク
ロック７１２をクロッキングすることにより、キー値が
キーシフトレジスタ７０２に初期ロードされる。キー値
がロードされたならばＫＥＹＬＯＡＤ信号は消勢される
ため、キークロック７１２のクロッキングによりキーシ
フトレジスタ７０２内のキー値が循環させられるだけで
ある。ＫＥＹ ＬＯＡＤ信号は消勢したままにすべきで
あるが、これはリーディング”１”ビットをキーの前に
置くことにより行ってもよい。この場合、当該ビットは
キーシフトレジスタ７０２の出力に達した時にフリップ
フロップ（不図示）をセットするために使われる。この
フリップフロップによって、ＫＥＹ ＬＯＡＤ信号が付
勢され、また無停電電源７１６により給電されてよいか
否かが制御されるであろう。

【００９５】キー値は、それを読み出すためにキーシフ
トレジスタ内で循環させられる。ＩＮＩＴ／ＲＵＮ信号
がＩＮＩＴに設定された時に、キー値は、キークロック
７１４と一緒に刻時するＭＬＳクロック７１４によって
クロッキングされてＭＬＳシフトレジスタ７０４に入力
される。ＭＬＳシフトレジスタ７０４は、ロードされる
と、その内容を循環させるが、同内容はＸＯＲゲート７
１０により変更され、当該技術分野において知られてい
るように疑似乱数の最大長シーケンスを生成する。この
シーケンスの疑似乱数はＭＬＳシフトレジスタ７０４よ
り並列に読み出すことができる。今述べたような低コス
トのＰＲＮＧによれば、多重キーの実現が容易になる。

【００９６】要約すると、プログラムを走らせるために
必要なハードウエア及び／又はソフトウエアのエンドユ
ーザ部分にしかアクセスできない模倣者によるプログラ
ムデータのコピーを防止するためのシステムについて以
上に論じた。それら例は、ゲームカートリッジで提供さ
れてゲーム機で利用されるゲームプログラムのプロテク
トに関する特別な用途に関するものであったが、それ以
外の用途についても述べた。さらに、プログラムが主と
してソフトウエアとして与えられる場合でも、わずかな
ハードウエアコンポーネントが提供されさえすれば、本
発明は利用可能である。しかし、本発明の従来技術より
優れている点は、プログラムデータがセキュリティチッ
プにより復号化されるまでは暗号化されたままであり、
そしてまた、プロセッサに与えられるのはプログラムデ
ータ全体の一部でしかない、すなわちユーザによって与
えられた特定の入力セットに対しフローが決まるプログ
ラムの具体的動作例を実行するためのプログラムコード
しか利用可能にならない、ということである。プロセッ
サに与えられなかったデータは、そのプログラムデータ
をプロセッサが要求するのに適切なタイミングであると
分かった時点でだけプロセッサに与えられるか、あるい
は全く与えられない。後者の場合、セキュリティチップ
が、プログラムデータ全部を与えられたならばプロセッ
サによりなされるであろう動作を実行する。一実施例で
は、セキュリティタップに保有される情報は分岐情報で
ある。したがって、プロセッサが分岐命令に出会った時
には、セキュリティチップの支援がないとその命令を完
了できない。

【００９７】また以上の記述において、セキュリティチ
ップの内部構造及び動作、暗号化プログラムデータを生
成するためのシステム、通常動作中及び模倣者からの攻
撃にさらされた動作中におけるセキュリティチップとプ
ロセッサとの相互動作、並びに格納されたキー値に基づ
いた低コストの疑似乱数発生器について説明した。

【００９８】しかし、以上に述べたことは説明のための
ものであって、限定することを意図したものではない。
ここに開示する内容を検討すれば、当業者には本発明の
多くの変形が明らかになろう。一例にすぎないが、以上
の説明において、ビデオゲームを違法な複製と使用から
保護する本発明の実施例を述べたが、ここに開示したこ
とから本発明のゲーム以外への応用は理解されよう。そ
の他の変形を以下に述べる。

【００９９】本発明によるビデオゲームのある実施例に
おいては、プレーヤーが残した”生命”数と、プレーヤ
ーが次の段階へ進むまでの残時間の長さをセキュリティ
チップが監視する。セキュリティチップは、プログラム
データを一度に１レベルずつ復号化するので、最初はゲ
ームの第１レベルのためのプログラムデータしか復号化
しない。プログラムデータは初期値を含んでいるが、こ
れらの初期値はセキュリティチップの外部に明示される
ことは決してないもので、当該レベルのためのタイマー
を設定するために用いられる。プレイヤーがゲームをプ
レイしている時に、プログラムは一定の事象が生じたこ
とをセキュリティチップに知らせる。プロセッサからの
情報が期待通りであれば、ゲームは正常にプレイされ
る。しかし、その情報が期待通りでない場合には、タイ
マーに時間が加算されるか、又は”生命”が除かれる。
タイマーの時間が増えると、プレイヤーは次のレベルへ
達するために待たなければならない時間が増加する。こ
の時間が、プログラムが意図したところと異なった動作
をすることによりしばしば十分に増加すると、タイマー
は決して時間切れにならないので、プレイヤーは第１レ
ベルにいつづけることになる。この方法がセキュリティ
チップで単にプロセッサを遮断する方法に比べて有利な
点は、プログラムのどこでセキュリティチップが最初に
問題を検出したかはっきりしないことである。

【０１００】前者の方法は、有利な点がないわけではな
い。プロセッサが誤り許容（fault-tolernat）システム
の一部であるときには、それが模倣者の攻撃を受けやす
いか否かにかかわらず、プロセッサが誤りを起こした後
にそのプロセッサに動作を続けさせないための手段とし
てセキュリティチップを利用できる。同じセキュリティ
チップを、不適切な実行が検知された時にプロセッサを
停止させあるいは警告を発生させるために用いることが
できるが、その予期しない動作がハードウエア又はソフ
トウエアにより引き起こされ、模倣者が故意に行ったこ
とが原因ではないことが前提である。

【０１０１】ゲーム以外への利用例として、プロセッサ
は画像処理を行うかもしれない。画像処理では、たたみ
込みが必要となろう。たたみ込みは多数の乗算と一つの
加算の連続として行われる。セキュリティチップは、プ
ロセッサのデータバスをモニターできるので、乗算結果
がバス上に現れた時に加算を実行することができる。そ
の和が必要な時には、プロセッサはそれをセキュリティ
チップに要求する。セキュリティチップなしでプロセッ
サを動作させると、たたみ込みを間違うか、あるいは、
プロセッサ自体で累積を行わなければならないためプロ
セッサの動作が遅くなるであろう。

【０１０２】プログラムデータが圧縮される場合には、
伸長器のエレメントを復号化処理に利用してもよい。例
えば、図７は伸長器のバッファを用いて構成し得るデー
タスクランブラーを示す。また、伸長器がエントロピー
エンコーダーの場合、セキュリティチップはキー値を伸
長処理のための初期パラメータ、例えば初期確率値を生
成するために利用してよい。こうすると、エントロピー
コーダーのスタート時、ビットそのものから確率を推定
できるだけのビットが得られる前に起きやすい１対１変
換を防ぐというもう一つの利点が得られる。

【０１０３】セキュリティチップは、セキュリティ侵害
を検出した時にプロセッサを停止させるにおよばない。
他の選択肢は、ランダムな時間だけ遅延させた後にプロ
セッサをリセットすること、疑似乱数をデコードデータ
として出力すること、あるいは、ＰＲＮＧが出力中のデ
ータを徐々に低下させるようにコンプリメントイネーブ
リング（complement enabling）または他の方法により
ＰＲＮＧを調整することである。

【０１０４】

【発明の効果】以上に詳細に述べたように、本発明によ
れば、プログラムを非保護環境で走らせる場合において
も、プログラムの不正コピーを不可能あるいは事実上不
可能になり、また、集積回路チップの隔離等の技術を持
つ熟練した確信犯的模倣者に対しても対抗できるため、
より確実にプログラムを不正コピーから保護することが
できるという効果を得られる。

【図面の簡単な説明】

【図１】プラグインバスによりプロセッサに接続され
た、セキュリティチップを含むカートリッジ上に、プロ
グラムデータが格納される本発明のコンピュータシステ
ムのブロック図である。

【図２】セキュリティチップの詳細ブロック図である。

【図３】カートリッジに用いられる暗号化メモリ上にプ
ログラムを暗号化するためのシステムのブロック図であ
る。

【図４】プロセッサによるプログラム実行のフローチャ
ートである。

【図５】図４のフローチャートの続きを示すフローチャ
ートである。

【図６】分岐ユニットのブロック図である。

【図７】データストリームスクランブラーのブロック図
である。

【図８】疑似乱数発生器のブロック図である。

【図９】クリアプログラムの例のリスト（Ａ）を示す図
である。

【図１０】図９のリスト（Ａ）の続きを示す図である。

【図１１】図１０のリスト（Ａ）の続きを示す図であ
る。

【図１２】図１１のリスト（Ａ）の続きを示す図であ
る。

【図１３】図１２のリスト（Ａ）の続きを示す図であ
る。

【図１４】保護プログラムのリスト（Ｂ）を示す図であ
る。

【図１５】図１４のリスト（Ｂ）の続きを示す図であ
る。

【図１６】図１５のリスト（Ｂ）の続きを示す図であ
る。

【図１７】図１６のリスト（Ｂ）の続きを示す図であ
る。

【図１８】図１７のリスト（Ｂ）の続きを示す図であ
る。

【図１９】図１８のリスト（Ｂ）の続きを示す図であ
る。

【図２０】図１９のリスト（Ｂ）の続きを示す図であ
る。

【図２１】図２０のリスト（Ｂ）の続きを示す図であ
る。

【図２２】分岐テーブルを示す図である。

【図２３】分岐セパレータを実現するプログラムのリス
ト（Ｄ）を示す図である。

【図２４】図２３のリスト（Ｄ）の続きを示す図であ
る。

【図２５】図２４のリスト（Ｄ）の続きを示す図であ
る。

【図２６】疑似乱数発生器をテストするプログラムのリ
ストを示す図である。

【符号の説明】

１０ ゲーム機 １２ ゲームカートリッジ １４ バス １６ ビデオディスプレイ １８ 入力装置 ２０ プロセッサ ２２ ローカルメモリ ２４ 回路クロック ３０ セキュリティチップ ３２ ＲＯＭ ４０ 解析・制御ツール ４１ タップ ４２ タップ ４３ タップ ４４ タップ ４５ タップ ４６ タップ ５０ バスユニット ５２ トランスレータ ５４ アドレスバス ５６ データバス ６０ キャッシュ ６２ 復号化器 ６４ キーレジスタ ６８ 伸長器 ７０ ルーター ７２ 演算ユニット ７４ セキュリティテーブル ７６ リアルタイムクロック １０２ 分岐セパレータ １０４ 圧縮器 １０８ 暗号化器 １１０ キーレジスタ １１２ ゲームプログラム １１４ 保護プログラム １１６ 分岐テーブル １１８ チェックサムデータ １２０ タイミングデータ ５００ 分岐ユニット ５０２ 分岐テーブル ５０４ バスタップ ５０６ ＤＡＴＡ ＩＮバス ５０８ 減算器 ５１０ レジスタ ５１２ 減算器 ５１４ レジスタ ５１６ コントロール部 ５１８ マルチプレクサ（ＭＵＸ） ５２０ マルチプレクサ（ＭＵＸ） ５２２ スタック ５２４ チェックサムロジック ６０２ デマルチプレクサ（ＤＥＭＵＸ） ６０４ マルチプレクサ（ＭＵＸ） ６０６ 疑似乱数発生器（ＰＲＮＧ） ６０８Ａ，Ｂ，Ｃ バッファ ７００ 疑似乱数発生器（ＰＲＮＧ） ７０２ キーシフトレジスタ ７０４ 最大長シーケンス（ＭＬＳ）シフトレジスタ ７０６ マルチプレクサ（ＭＵＸ） ７０８ マルチプレクサ（ＭＵＸ） ７１０ ＸＯＲゲート ７１２ キークロック ７１４ ＭＳＬクロック ７１６ 無停電電源

───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (51)Int.Cl.⁶ 識別記号 庁内整理番号 ＦＩ 技術表示箇所 Ｈ０４Ｌ 9/20 Ｈ０４Ｌ 9/00 ６５３

Claims (32)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】保護プログラムをコンピュータシステム内
   で実行し、該コンピュータシステムから該保護プログラ
   ムの動作可能な複製を作成することをできなくする装置
   であって、 該保護プログラムデータが暗号化された形で格納される
   プログラムメモリ、 該プログラムメモリに結合されたセキュリティチップ、
   これは該保護プログラムの部分をクリア部分と残余部分
   とに復号化する手段、 該クリア部分をプロセッサによりアクセスできるメモリ
   ロケーションに与える手段、及び該保護プログラムの該
   残余部分を格納するための、該プロセッサにより直接的
   にアクセスできない残余メモリからなり、 該プロセッサにより使用するため該残余部分の部分集合
   を要求する手段、及び該要求されたサブセットが、該プ
   ロセッサにある格納された状態が与えられたときに要求
   されることを期待されるサブセットであることをチッェ
   クする、該セキュリティチップ内部の手段、を具備する
   プログラム保護装置。
2. 【請求項２】 請求項１記載のプログラム保護装置にお
   いて、該プログラムメモリに格納される該保護プログラ
   ムはプログラム部分と剰余部分とが別々に格納されるこ
   とを特徴とするプログラム保護装置。
3. 【請求項３】 請求項１記載のプログラム保護装置にお
   いて、該残余部分は該保護プログラムの分岐命令の集合
   であることを特徴とするプログラム保護装置。
4. 【請求項４】 請求項３記載のプログラム保護装置にお
   いて、該セキュリティチップは最近実行された分岐に基
   づいて分岐命令をキャッシュするための手段をさらに有
   することを特徴とするプログラム保護装置。
5. 【請求項５】 請求項１記載のプログラム保護装置にお
   いて、該分岐を復号化する手段は復号化キーを用いる構
   成であることを特徴とするプログラム保護装置。
6. 【請求項６】 請求項５記載のプログラム保護装置にお
   いて、該復号化キーは揮発性メモリに格納されることを
   特徴とするプログラム保護装置。
7. 【請求項７】 請求項６記載のプログラム保護装置にお
   いて、該揮発性メモリは該セキュリティチップ上に配置
   され、該セキュリティチップは該揮発性メモリの少なく
   とも一部の上層にあってそれを覆い隠す上層回路を有す
   ることを特徴とするプログラム保護装置。
8. 【請求項８】 請求項７記載のプログラム保護装置にお
   いて、該上層回路が該揮発性メモリの電源と接続される
   ことにより、該上層回路が除去されると該揮発性メモリ
   に対する電力供給が断たれることを特徴とするプログラ
   ム保護装置。
9. 【請求項９】 該プロセッサの命令実行速度を判定する
   ためのクロック手段を該セキュリティチップ内部に持
   ち、該セキュリティチップは該命令実行速度が期待され
   た範囲内であると該クロック手段が判定した時にのみプ
   ロセッサ要求に応答することを特徴とする請求項１記載
   のプログラム保護装置。
10. 【請求項１０】 該保護プログラムを復号化後に伸長す
    るためのデータ伸長器をさらに有し、該保護プログラム
    は暗号化前に圧縮されることを特徴とする請求項１記載
    のプログラム保護装置。
11. 【請求項１１】 請求項１０記載のプログラム保護装置
    において、該伸長器はエントロピーデコーダーであるこ
    とを特徴とするプログラム保護装置。
12. 【請求項１２】 プロセッサバス上のバスアクセスのチ
    ッェックサムを測定するためのチッェクサム手段を該セ
    キュリティチップ内部に持ち、該セキュリティチップは
    該測定されたチッェックサムが所期のチェックサムと一
    致すると判定した時にのみプロセッサ要求に応答するこ
    とを特徴とする請求項１記載のプログラム保護装置。
13. 【請求項１３】 キー値により決まる可逆的かつ決定論
    的パターンに従い該保護プログラムのデータエレメント
    を並べ替えるためのデータスクランブラーをさらに有
    し、該保護プログラムは該データスクランブラーの逆装
    置により並べ替えられてから該プログラムメモリに格納
    されることを特徴とする請求項１記載のプログラム保護
    装置。
14. 【請求項１４】 請求項１３記載のプログラム保護装置
    において、該データスクランブラーは複数の先入れ先出
    しバッファからなることを特徴とするプログラム保護装
    置。
15. 【請求項１５】 請求項１３記載のプログラム保護装置
    において、該可逆的かつ決定論的パターンは疑似乱数発
    生器の出力を参照することによって生成されることを特
    徴とするプログラム保護装置。
16. 【請求項１６】 請求項１記載のプログラム保護装置に
    おいて、該復号化の手段は該キー値及び疑似乱数発生器
    の出力に基づいて動作することを特徴とするプログラム
    保護装置。
17. 【請求項１７】 該チェックのための手段が期待されな
    い部分集合が要求されたことを検知した時に該セキュリ
    ティチップの動作及び該プログラムのフローを変更する
    手段をさらに有し、該変更後の動作は該プログラムフロ
    ー又は動作に否定的効果をもたらすことを特徴とする請
    求項１記載のプログラム保護装置。
18. 【請求項１８】 請求項１７記載のプログラム保護装置
    において、該変更する手段はプロセッサを停止させる手
    段であることを特徴とするプログラム保護装置。
19. 【請求項１９】 プログラムデータから分岐命令を抽出
    する分岐セパレータ、 該プログラムデータの該抽出された分岐命令及び残余部
    分を圧縮して圧縮データを作成する圧縮器、及び該圧縮
    データを暗号化する暗号化器を具備する、プログラムデ
    ータを不正コピーから保護するためのプログラム保護装
    置。
20. 【請求項２０】 請求項１９記載のプログラム保護装置
    において、該分岐セパレータは、プログラムデータのチ
    ェックサムを表すチェックサムデータを自動的に生成す
    る手段、及び、プログラムデータ処理のタイミングを評
    価するために用いられるタイミング情報を自動的に生成
    する手段を有し、該チェックサムデータ及び該タイミン
    グ情報は該圧縮器により圧縮され、そして該暗号化器に
    より暗号化されることを特徴とするプログラム保護装
    置。
21. 【請求項２１】 非保護プロセッサのバスを介して取得
    される情報から保護プログラムを使用可能な形でコピー
    することを防止するように該保護プログラムを実行する
    方法であって、 プログラムデータの一つのブロックを求める該非保護プ
    ロセッサからの要求を受け付けるステップ、ただし該プ
    ログラムデータのブロックは一つ以上のプログラム命令
    又は一つ以上のプログラムデータエレメントの中の少な
    くとも一つを含む、 該プログラムデータのブロックを、安全な方法により、
    クリア部分と残余部分とに復号化するステップ、 該残余部分のエレメントを求める該非保護プロセッサか
    らの要求を受け付けるステップ、 該要求が適切であることを、該非保護プロセッサの状態
    及び前の要求を与えられるとしてチェックするステッ
    プ、 該残余部分のエレメントを求める該非保護プロセッサか
    らの該要求を処理するステップ、及び該要求に応答する
    ステップを有し、秘められた残余部分のエレメントは、
    要求に対する応答の情報内容だけを参照しても容易には
    確認されないプログラム保護方法。
22. 【請求項２２】 プログラムをクリア部分と残余部分と
    に分割して保護プログラムを形成するステップ、及び、
    該保護プログラムの不正コピーを作ろうとする攻撃者に
    よりアクセスできるメモリに該保護プログラムを格納す
    る前に、該保護プログラムを暗号化するステップをさら
    に有することを特徴とする請求項２１記載のプログラム
    保護方法。
23. 【請求項２３】 請求項２２記載のプログラム保護方法
    において、該分割のステップは該保護プログラムの分岐
    命令を該保護プログラムの他の命令から分離するステッ
    プであることを特徴とするプログラム保護方法。
24. 【請求項２４】 請求項２１記載のプログラム保護方法
    において、該復号化のステップは復号化キーを用いて行
    われることを特徴とするプログラム保護方法。
25. 【請求項２５】 該復号化キーを揮発性メモリに格納す
    るステップをさらに有することを特徴とする請求項２４
    記載のプログラム保護方法。
26. 【請求項２６】 該揮発性メモリに対する電源を用意す
    るステップ、及び、該揮発性メモリを回路で覆うステッ
    プをさらに有し、該回路は、それが乱されると該電源が
    該揮発性メモリから除去され、かつ、それを除去しない
    と該揮発性メモリの内容を容易に測定することができな
    いものである、ことを特徴とする請求項２５記載のプロ
    グラム保護方法。
27. 【請求項２７】 情報を求める要求に対する応答を与え
    る前に、該プロセッサの命令実行の速度をチェックする
    ステップをさらに有することを特徴とする請求項２１記
    載のプログラム保護方法。
28. 【請求項２８】 該保護プログラムを復号化後に伸長す
    るステップをさらに有し、該保護プログラムは暗号化前
    に圧縮されることを特徴とする請求項２１記載のプログ
    ラム保護方法。
29. 【請求項２９】 プロセッサバス上のバスアクセスのチ
    ェックサムを測定するステップ、該チェックサムを、実
    行されることが予期された保護プログラムの命令に対し
    期待される、予め計算されたチェックサムと比較するス
    テップ、及び、該チェックサムと該予め計算されたチェ
    ックサムとが異なる時に該保護プログラムが妨害されず
    に動作することを阻止するステップをさらに有すること
    を特徴とする請求項２１記載のプログラム保護方法。
30. 【請求項３０】 該保護プログラムのデータエレメント
    を攻撃者によりアクセス可能なメモリに格納する前に、
    該データエレメントの順序をキー値により決定される可
    逆的かつ決定論的パターンに従ってスクランプルするス
    テップ、及び、該プロセッサの適切な要求があった時に
    該データエレメントの順序をデスクランブルするステッ
    プをさらに有することを特徴とする請求項２１記載のプ
    ログラム保護方法。
31. 【請求項３１】 請求項３０記載のプログラム保護方法
    において、該スクランブルするステップは該可逆的かつ
    決定論的パターンを生成するために用いられる疑似乱数
    を発生するステップを含むことを特徴とするプログラム
    保護方法。
32. 【請求項３２】 プログラムコードを非分岐命令の系列
    及び分岐命令の系列に分けるステップ、 該非分岐命令を圧縮して第１の圧縮データの集合を生成
    するステップ、 該分岐命令を圧縮して第２の圧縮データの集合を生成す
    るステップ、及び該第１の圧縮データの集合及び該第２
    の圧縮データの集合を暗号化するステップを有する、プ
    ログラムを不正コピーから保護するプログラム保護方
    法。