JPH0973337A - 課金装置、情報受信装置及び通信システム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】 【課題】 マルチメディアネットワーク等において利用
者の情報利用に対する課金を、管理を容易に行い、かつ
利用者のプライバシーを保護しながら適切に行う。 【解決手段】 利用者が利用者端末１０に設けられたＰ
ＰＣ入力部１４に現金、プリペイドカード、ＩＣカード
等による金銭情報を入力すると、判定部１１がその金銭
情報が示す金額及び／または情報提供者Ｐからの提供情
報ＰＰに付加された料金情報ＰＩＤに基づいて提供情報
ＰＰの利用可否を判定し、利用を許可する信号に応じて
信号処理部１７が提供情報ＰＰを処理して利用者に対し
て出力する。

Description

【発明の詳細な説明】

【０００１】

【発明の属する技術分野】本発明は、動画像データ、静
止画像データ、音声データ、コンピュータデータ、コン
ピュータプログラム等の情報を伝送するマルチメディア
ネットワーク等で用いられる課金装置、情報受信装置及
び通信システムに関し、特に情報の提供とそれに対する
課金方式に関するものである。

【０００２】

【従来の技術】近年、幹線通信網における光ファイバネ
ットワークの整備、ケーブルテレビシステムの普及、衛
星通信の実用化、ローカルエリアネットワークの普及等
に伴い、かかる通信網を利用して様々な情報を提供し、
その情報の内容及び量に応じて料金を徴収する、いわゆ
る情報サービス産業が増大している。このようなサービ
スにおいては、提供した情報に対する課金を適切に行う
ことが重要となる。

【０００３】しかしながら、現実では情報の保護は不完
全であり、プログラムや映像（音声を含む）情報の不正
利用が問題になっている。この不正利用を防ぐために、
コピー防止機能を付けたり、コンピュータ等に付与され
ているハードウェア機番を用い、ソフトウェア自体に上
記機番に相当するソフトウェア機番を付与し、プログラ
ム実行時に、２つの機番を照合する等の手法がある。し
かし、コピー防止機能はバックアップ等の際不便である
し、機番照合は機番管理や販売に関して不便であり、あ
まり実用的ではなかった。

【０００４】これに対して、「超流通」というソフトウ
ェア権利者（以後、情報提供者）の権利の保護をめざし
た概念が森亮一氏によって提案され、特開昭６０−７７
２１８号、特開昭６０−１９１３２２号、特開昭６４−
６８８３５号、特開平０２−４４４４７号、特開平０４
−６４１２９号等の各公報に示された。図１０は特開平
０４−６４１２９号公報に示された「超流通」の概念図
である。情報提供者Ｐは自分が作成したソフトウェアＰ
Ｐｉ（またはＰＰｊ）を利用者端末１０に送る。利用者
端末１０はソフトウェアＰＰの利用可否を、ソフトウェ
アＰＰに付加された固有データＰＩＤｉ（またはＰＩＤ
ｊ）と利用者のユーザＩＤ毎の条件によって判定部１１
で判定し、利用可ならば提供情報の利用履歴を記憶部１
２に記録し、その履歴に基づいて情報提供者Ｐはその提
供情報（ソフトウェアＰＰ）の利用料金等を請求する。
１３は以上の各部を含むＳＳＵ（ソフトウェアサービス
ユニット）である。

【０００５】

【発明が解決しようとする課題】しかしながら上述した
「超流通」方式は次のような問題点があった。 （１）「超流通」は情報提供者に許可された利用者であ
るかどうかをユーザＩＤ等の利用者固有データによって
判定し、そのために「超流通」を実現するには、少なく
とも利用者固有データの格納手段を設ける必要がある。
このような方式では、利用者は予め情報提供者に情報の
利用を申し込み、自分のユーザＩＤ等をもらい、一利用
者固有データとして登録する必要がある。このような利
用申し込みの手続きや、ユーザＩＤのような多くの異な
る利用者固有データを管理することは煩雑である。

【０００６】（２）「超流通」は情報の不正利用を防止
するため、または情報提供者が自分の提供情報の利用状
況を把握するために、記憶部１２のような利用ソフトウ
ェア履歴格納手段を備え、その履歴に基づいて情報提供
者が利用者に料金の請求等を行う。「超流通」において
情報は買い取りではなくレンタル的な扱いをするため
に、この利用履歴は必要になるが、このような方式で
は、利用者がどのような情報を利用したかということが
情報提供者に知られてしまい、利用者のプライバシーを
保護することができない。

【０００７】（３）「超流通」は提供情報の利用状態を
正しく把握する、すなわち、利用料金を正しく把握する
ための方式ではあるが、料金の支払いに関する手段や方
式は含まれていない。このため情報提供者が提供情報の
利用状態を知った後は、他の手段によって料金の請求及
び徴収を行う必要がある。

【０００８】本発明は上述のような実情に鑑みてなされ
たものであり、前述の（１）〜（３）の問題を解決する
ことのできる課金方式を提供することを目的とする。

【０００９】

【課題を解決するための手段】請求項１の発明による課
金装置においては、金額を示す金銭情報が入力される入
力手段と、上記入力手段から入力された金銭情報を判定
し、情報提供者から提供される提供情報の利用を許可す
る許可信号を出力する判定手段とを設けている。

【００１０】請求項５の発明による情報受信装置におい
ては、情報提供者から提供される提供情報を受信するよ
うに成された情報受信装置であって、金額を示す金銭情
報が入力される入力手段と、上記入力手段から入力され
た金銭情報を判定して上記提供情報の利用を許可する許
可信号を出力する判定手段とを設けている。

【００１１】請求項１０の発明による通信システムにお
いては、情報を提供する情報提供者端末装置と、上記情
報提供端末装置からの提供情報を受信して利用する利用
者端末装置と、金銭情報を入力するように成され、入力
された金銭情報を判定して上記提供情報の利用を許可す
る許可信号を出力する判定手段を有する課金装置とを設
けている。

【００１２】

【作用】本発明によれば、現金あるいはプリペイドカー
ド等の記録媒体に記録された金銭情報に基づいて判定手
段は利用者の提供情報の利用可否を判定し、利用可のと
き許可信号を出力するので、この許可信号を用いて利用
者は利用者端末等を動作させることで提供情報を得るこ
とができる。

【００１３】

【発明の実施の形態】以下、本発明に係る第１の実施の
形態を図１を参照して説明する。図１において、１０は
情報受信装置としての利用者端末、Ｐは情報提供者、Ｐ
Ｐｉ（またはＰＰｊ）は情報提供者Ｐによって有償で提
供される提供情報、ＰＩＤｉ（またはＰＩＤｊ）はＰＰ
ｉに付加された固有の情報固有データ、ＰＰＣは後述す
るように現金やカード等に記録された金銭情報、１４は
ＰＰＣの入力部、１５は表示部、１６は上記各部１４、
１５及び判定部１１を含む課金部、１１は提供情報ＰＰ
の利用可否を判定する判定部、１７は信号処理部であ
る。

【００１４】次に動作について説明する。情報提供者Ｐ
はＰＩＤを含めた提供情報ＰＰを提供する。利用者端末
１０は、その提供情報ＰＰを利用する際には、必ず課金
部１６を経由するように構成してある。この課金部１６
は金銭情報であるＰＰＣの受け口としての入力部１４が
ある。提供情報ＰＰの利用要求が生じると、判定部１１
はＰＩＤ及び／またはＰＰＣに基づいて、提供情報ＰＰ
の利用可能性をチェックする。例えば、ＰＩＤに示され
た利用料金がＰＰＣの金銭情報が示す残高以内か否かな
どのチェックである。利用がＯＫ（許可）か否（ＮＧ）
かは信号処理部１７に通知され、もしＯＫであれば、信
号処理部１７は利用者が提供情報ＰＰの利用が可能とな
るように処理して出力する。このときのＰＩＤやＰＰＣ
に関する情報（提供情報の利用料金やＰＰＣの残高な
ど）は表示部１５で表示される。また、判定部１１の利
用可否の判定結果も表示部１５で表示することができ
る。

【００１５】本発明における金銭情報ＰＰＣは実際の金
銭（現金）であってもよいし、テレホンカードのような
プリペイドカードであってもよいし、フロッピーディス
ク及びＩＣカードやＰＣＭＣＩＡなどに格納された金銭
と等価な電子的な情報であっても良い。本発明では、利
用者毎の利用者固有データとしてのユーザＩＤを用い
ず、その代わりに利用者に依存しない金銭情報ＰＰＣに
よって提供情報ＰＰの利用可否を判定する。従って、利
用者はユーザＩＤをもらうための申し込み手続きをする
必要が無く、実際の金銭と等価な金銭情報ＰＰＣをもつ
だけ、即ち利用する情報に対する料金を支払うだけであ
るので、自然であり容易である。これによって、多くの
利用者固有情報を管理する必要もなくなり前記（１）の
問題が解決される。

【００１６】また、本発明では利用者固有データを持た
ないため、利用者は自分がどの情報を利用したかという
プライバシーを情報提供者に知られることはない。これ
は情報提供者Ｐの権利が守られていないように見える
が、自分の提供情報の利用頻度に応じた料金が支払われ
さえすれば情報提供者Ｐには十分であって、どの利用者
かどの情報を利用したかという利用者のプライバシーま
で知る必要はない。本発明では、どのユーザＩＤをもつ
利用者がどの情報ＰＩＤを利用したかという利用履歴格
納手段はもたないが、どの情報が何度利用されたかとい
う利用頻度格納手段または現在提供情報を利用している
ことを知らせる利用通知手段を有することはできる。図
１においては、点線で示す経路によって情報提供者Ｐに
利用頻度情報が知らされる。なお、具体的な利用頻度格
納手段または利用通知手段については後述する第２〜６
の実施の形態で詳述する。以上により、前記（２）の利
用者のプライパシーの問題も解決される。

【００１７】本発明では、ＰＰＣは金銭と等価な情報で
あるので、ＰＰＣを用いること自体が料金の支払いに相
当する。これによって前記（３）の問題も解決される。
なお、具体的なＰＰＣの入手法と回収法、及び料金の分
配法は前記（２）の問題と絡めて第２〜６の実施の形態
に示される。

【００１８】尚、課金部１６は本発明の課金装置であ
り、これを図１では利用者端末１０の内部に一体的に設
けているが、課金部１６を利用者端末１０とは別体に設
けてもよい。その場合、情報提供者Ｐから提供情報ＰＰ
に付加された情報ＰＩＤを課金部１６が先ず受信し、Ｐ
ＩＤ、ＰＰＣに基づく判定部１１の判定結果がＯＫであ
ることを示す信号に基づいて利用端末装置１０に対して
提供情報ＰＰの受信や信号処理を許可するような構成と
してよい。また、このような構成は、後述する第２〜第
８の実施の形態に適用してよい。

【００１９】次に第２の実施の形態を図２について説明
する。図２はＰＰＣが実際の金銭（現金）である場合を
示す。この場合のＰＰＣの入力部１４はコインや紙幣の
入口であり、利用者はまずこの入力部１４に一定の金銭
を入れる。その金銭がＰＩＤに示された料金を超えたと
きに判定部１１は提供情報ＰＰの利用を許可する。また
は、課金部１６は表示部１５により利用者に提供情報の
利用料金を表示し、利用者はそれに相当する金銭をＰＰ
Ｃの入力部１４に入力する。判定部１１はそれをもとに
提供情報ＰＰの利用可否を判定する。また、時間に応じ
て料金が更新される場合には、その旨を表示し、それに
応じた追加料金を入力するようにしてもよい。また、入
力された金額はコインボックス１８に格納され、情報提
供者Ｐまたは料金の回収を行う何らかの機関が回収す
る。このとき、各提供情報ＰＰ毎の利用頻度はカウンタ
１９に記録・回収され、その利用頻度に応じてコインボ
ックス１８の料金が各情報提供者Ｐに分配される。提供
情報ＰＰが一つである場合等、利用頻度が必要ない場合
にはカウンタ１９は省略できる。

【００２０】次に第３の実施の形態を図３について説明
する。図３はＰＰＣがテレホンカードのようなプリペイ
ドカードである場合を示している。利用者はＰＰＣの入
力部１４にプリペイドカードをさし込み、それに記載さ
れた金額がＰＩＤに示された利用料金（この金額は表示
されてもよい）より多いか否かを判定部１１が判定し、
多い場合にはＰＰの利用を許可する。この場合、ＰＰの
利用料金が時間によって更新されていっても、プリペイ
ドカードの料金内であれば継続して利用可能となるよう
に、判定部１１とＰＰＣの入力１４は構成される。入力
部１４がプリペイドカードを追加して挿入できる構成と
した場合はさらなる長時間の利用も可能となる。

【００２１】このようなプリペイドカードの入手は現在
のテレホンカードと同様に多くの販売店によって市販さ
れる販売形態になっていればどこでも容易に入手可能で
ある。この場合、プリペイドカードの製造会社は料金分
配者２０となり、情報提供者Ｐはその料金分配者２０に
登録することによって提供情報ＰＰの利用頻度に応じた
料金の分配を受ける。前述の販売店は料分配者に含まれ
る。

【００２２】この利用頻度に応じた料金の分配は、課金
部１６が通信Ｉ／Ｆ２１を用いて現在の利用情報を料金
分配者２０に知らせることによって実現される。この利
用通知は課金部１６がプリペイドカードの金額を更新す
るときに限り出力されるように構成される。提供情報Ｐ
Ｐを通信によって入力する場合は、この通信Ｉ／Ｆ２１
を共有することができる。この場合、図４に示されるよ
うに料金分配者２０の端末、情報提供者Ｐの端末及び利
用者端末１０はネットワーク２２に接続されており、料
金分配者２０は上記通知に応じて料金を情報提供者Ｐに
分配する。

【００２３】また、通信Ｉ／Ｆ２１を持たない場合は、
利用する情報に応じてプリペイドカードの種類を変える
という方法もある。このとき、判定部１１は情報に応じ
てプリペイドカードの種類を調べるという処理を行い、
それに対する利用可否も判定する。また、課金部１６に
提供情報ＰＰの利用記録をプリペイドカードに記録する
手段を設け、このプリペイドカードを料金分配者２０が
回収することによって、利用頻度に応じた料金の分配を
行うこともできる。その場合、プリペイドカードの回収
を促進するために、プリペイドカードの交換の場合は、
金銭情報のみの料金で済み、プリペイドカードの交換で
ない場合は、金銭情報の料金の他にプリペイドカード自
体の料金も加算されるなどの販売形態にすればよい。た
だし、回収できない利用記録に対応する料金は回収でき
た利用記録に応じた比率で分配しても良い。

【００２４】図５は第４の実施の形態を示すもので、Ｐ
ＰＣがフロッピーディスクまたは書き換えが容易な電気
的及び／または磁気的なデバイスである場合を示す。ま
た、ネットワークシステムを図６に示す。この場合、Ｐ
ＰＣ内に格納される金銭情報は銀行やその他の金融機関
等によって保証されたデータであったり、販売店を含む
料金分配者２０によってのみ加算処理できる特殊なデー
タである。利用者は入力部１４にＰＰＣをさし込む。課
金部１６はＰＰＣから情報を読み出し、その金額がＰＩ
Ｄに示された料金より多く（この金額は表示されてもよ
い）、課金部１６がＰＰＣに利用料金を請求可能である
場合に判定部１１はＰＰの利用を許可（ＯＫ）する。こ
の場合、ＰＰの利用料金が時間によって更新されていっ
ても、ＰＰＣの記載料金以内は継続して利用可能である
ように構成される。

【００２５】この場合の金銭情報は電子的な情報である
ので、金銭情報の入出力も通信Ｉ／Ｆ２１を介して料金
分配者２０との所定の手続きによる通信によって行うこ
とができる。このとき、第１、第２の実施の形態と異
り、実際の金銭を利用者は料金分配者２０に直接支払う
わけではないので、利用者の金銭支払いを保証するのは
利用者と契約を結んだ銀行やその他の金融機関（以後、
料金立替者２３）である。さらに、利用情報の通知に関
しても、第３の実施の形態と同様に通信Ｉ／Ｆ２１を用
いて現在の利用情報を料金分配者２０に知らせることに
よって、利用頻度に応じた料金の分配が可能になる。こ
の場合、利用料金を電子的な金銭情報ＰＰＣによって直
接料金分配者２０や情報提供者Ｐに送ることも可能であ
る。

【００２６】具体的には、次のような通信処理によって
電子的な金銭情報の入出力が実現できる。また、課金部
１６は後述のような暗号・認証処理手段を有しており、
後述するＴＡ等で示されるタイムスタンプを安全に管理
する手段を有するものとする。これは、ＰＰＣがフロッ
ピーディスク等の書き換えが容易な媒体であるために、
ＰＰＣのコピー等によって不正が行われる可能性がある
ので、それを防止するためにＰＰＣを認証可能にし、タ
イムスタンプの管理によってＰＰＣのコピー等の不正に
対抗するものである。

【００２７】次に、利用者をＡ、情報提供者をＢ、料金
分配者をＣ、料金立替者をＤとし、各々は署名可能な秘
密鍵を秘密に保持し、通信相手はその署名を検査できる
公開鍵を知っているもの（例えば、Ａの秘密鍵をｓＡ、
公開鍵をｐＡとする）として課金処理を説明する。ここ
で、ＡがＢの提供情報Ｐｉを利用する場合を考える。た
だし、Ｘの鍵Ｙによる処理結果を｛Ｘ｝＾Ｙで表し、利
用者の各処理及び鍵やタイプスタンプの管理は課金部１
６内の安全性が保証された手段または各人の記憶や記録
によるものとする。

【００２８】［金銭情報入手処理］ （１）Ａはａ円（通貨の単位は円に限らない）分の金銭
情報の入力要求を自分の登録情報ｉＡ（口座番号やクレ
ジット番号など）をつけて秘密鍵ｓＡで署名しＣに送
る。 ＭＡ＝｛Ａ，｛Ａ，ｉＡ，ａ，ＴＡ｝＾ｓＡ｝

【００２９】（２）ＣはＭＡの署名をＡの公開鍵ｐＡで
検査し、ｉＡを用いてＤにａ円分の請求を行い、それが
受け入れられれば金銭情報ａを１円毎または基本単位ｃ
毎（情報が１００円単位の価格であれば１００円毎）に
Ｃの署名鍵であるｓＣで署名して次のメッセージをＡに
送る。ただし、それらには異なるタイムスタンプＴＣｉ
がつけられる。 ＭＣ＝Σ｛ＴＡ，｛Ｃ，ｅ，ＴＣｉ｝＾ｓＣ｝＾ｐＡ

【００３０】（３）ＡはＭＣの各々をｐＡで復号し、さ
らにｓＣに対応するＣの公開鍵ｐＣで署名を検査し、検
査結果が正しければ｛Ｃ，ａ，ＴＣｉ｝＾ｓＣをＰＰＣ
に記録する。なお、ＴＡ、ＴＣｉはタイムスタンプを示
すものであり、同じ送信者からの同じタイムスタンプを
もつメッセージは不正要求とする。また、ＴＡ、ＴＣｉ
はシリアル番号や偶然一致することがないまたは少ない
乱数のようなものであればタイムスタンプでなくてもよ
い。

【００３１】［利用情報通知処理］ （１）Ａが情報Ｐｉを利用したいとき、ＡのＰＰＣ内の
金銭情報がＰＩＤｉに示された利用料金より大きければ
課金部１６はＰｉの利用を許可する。 （２）ＡがＰｉの利用を終了したとき、または利用中に
課金部１６はＰＰＣの金銭情報から要した利用料金を消
去する。

【００３２】（３）このとき、Ａは次の利用通知ＭＢを
Ｃに送る。ただし、消去された利用料金をｂとする。 ＭＢ＝｛Ａ，Ｂ，｛Ｂ，ｂ，ＴＢ｝＾ｓＡ｝ （４）Ｃはこのメッセージを検査し正しいときに、ｂ円
をＢへの分配金として支払う。

【００３３】上記の説明では、処理を簡単にするために
Ｃと各利用者間の暗号方式は公開鍵暗号としたが、予め
鍵が共有されていれば共通鍵暗号を用いてもよいことは
明らかである。また、タイムスタンプからの時間によっ
て各メッセージの有効期間を定めることもできる。以上
において、メッセージ内の並び順は順不同であり、Ａ、
Ｂ等で示す利用者の識別子やタイムスタンプは必ずしも
必要でない場合もある。さらに、上記の金銭情報入手処
理、利用情報通知処理の手順は１つの例であり、電子的
な情報を金銭情報として利用者固有データを用いずに課
金処理を行うものは全て本発明に含まれる。

【００３４】また、通信Ｉ／Ｆ２１を持たない場合、利
用者は販売店などの料金分配者２０のところでＰＰＣに
格納する金銭情報を料金と引き替えに入力してもらう。
また、課金部１６が前記ＭＢのような提供情報ＰＰの利
用記録をＰＰＣに記録し、ＰＰＣを販売店等の料金分配
者２０のところで金銭情報を補充・入力する際に利用記
録を補充器が回収することによって、利用頻度に応じた
料金の分配を行うようにすることができる。このような
電子的な金銭情報は前述したように料金分配者２０だけ
が処理できる特殊なデータであるので、通信Ｉ／Ｆ２１
を持たない利用者はＰＰＣを用いるためには必ず販売店
等の料金分配者２０を介する必要があるので、利用記録
は必ず回収でき利用頻度に応じた料金の分配が可能であ
る。

【００３５】図７は第５の実施の形態を示すもので、Ｐ
ＰＣがＩＣカードやＰＣＭＣＩＡのような電子的なカー
ドである場合を示す。ネットワークシステムの構成は図
６と同一である。この場合は、ＰＰＣ内に格納される金
銭情報は銀行やその他の金融機関等によって保証された
データであったり、販売店を含む料金分配者２０によっ
てのみ加算処理できる特殊なデータである。利用者はＰ
ＰＣの入力部１４にＰＰＣをさし込み、所定の手続き
（暗証番号の検査など）によってＰＰＣを動作可能にす
る。課金部１６はＰＰＣから金銭情報を読み出し、その
額がＰＩＤに示された料金より多く（金額は表示されて
もよい）、課金部１６がＰＰＣに利用料金を請求可能で
ある場合に判定部１１はＰＰの利用を許可する。この場
合、ＰＰの利用料金が時間によって更新されていって
も、ＰＰＣの記載料金以内は継続して利用可能であるよ
うに構成される。

【００３６】この場合の金銭情報は電子的な情報である
ので、金銭情報の入出力も通信Ｉ／Ｆ２１を介して料金
分配者２０との所定の手続きによる通信により行うこと
ができる。このとき、第１、第２の実施の形態と異り実
際の金銭を利用者は料金分配者２０に直接支払うわけで
はないので、利用者の金銭支払いを保証するのは利用者
と契約を結んだ銀行やその他の金融機関、即ち、料金立
替者２３である。さらに、利用情報の通知に関しても、
第３の実施の形態と同様に通信Ｉ／Ｆ２１を用いて現在
の利用情報を料金分配者２０に知らせることによって、
利用頻度に応じた料金の分配が可能になる。この場合、
利用料金を電子的な金銭情報によって直接料金分配者２
０や情報提供者Ｐに送ることも可能である。

【００３７】具体的には、次のような通信処理によって
電子的な金銭情報の入出力が実現できる。ただし、通信
や処理に関する安全性を考慮してＰＰＣとして用いる電
子的なカードはセキュリティ機能として暗証番号による
所有者確認や、アクセス条件によるデータメモリへのア
クセス制御や、後述のような暗号方式による暗号・認証
を行うことができるものとする。このとき、暗号処理や
認証処理に用いる秘密鍵は前述のようにアクセス制御さ
れたメモリ領域に書き込まれ、そのアクセス条件を満た
す者（カード発行者や料金分配者等）しかアクセスでき
ないものとする。また、以下の課金動作もカードの発行
者または料金分配者２０以外変更できない仕様になって
いるものとする。

【００３８】利用者端末１０、情報提供者Ｐの端末、料
金分配者２０の端末、料金立替者２３の端末は図６のよ
うにネットワーク２２で接続されている。ここで、利用
者をＡ、情報提供者をＢ、料金分配者をＣ、料金立替者
をＤとし、Ｃは各利用者に対して暗号通信のための秘密
鍵を共有し（例えば、ＡとＣの間の秘密鍵をｓＡ、Ｂと
Ｃの間の秘密鍵をｓＢとする）、Ｃは自分しか知らない
署名のための秘密鍵ｓＣを秘密に保持し、それに対応す
る署名の検査鍵ｐＣを公開しているものとする。以下
に、ＡがＢの提供情報Ｐｉを利用する場合を考える。た
だし、平文Ｘの鍵Ｙによる暗号文を｛Ｘ｝＾Ｙで表し、
利用者の各処理は全て上述のようなセキュリティ機能を
もつＰＰＣ内で行われるものとする。

【００３９】［金銭情報入手処理］ （１）ＡはＣにａ円（通貨の単位は円に限らない）分の
金銭情報の入力要求をＤへの自分の登録情報ｉＡ（口座
番号やクレジット番号など）をつけてＣに送る。 ＭＡ＝｛Ａ，｛Ａ，ｉＡ，ａ，ＴＡ｝＾ｓＡ｝

【００４０】（２）ＣはＭＡの暗号部分をＡと共有して
いるｓＡで復号し、ｉＡを用いてＤにａ円分の請求を行
い、それが受け入れられれば金銭情報ａにＣの署名鍵で
あるｓＣで署名して次のメッセージをＡに送る。 ＭＣ＝｛ＴＡ，｛Ｃ，ａ，ＴＣ｝＾ｓＣ｝＾ｓＡ

【００４１】（３）ＡはＭＣをｓＡで復号し、さらにｓ
Ｃに対応するＣの公開鍵ｐＣで署名を検査し、検査結果
が正しい場合のみＡのＰＰＣはａ円分の金銭情報を加算
する。上記ＴＡやＴＣはタイムスタンプであり、同じ送
信者からの同じタイムスタンプをもつメッセージは不正
要求とする。また、ＴＡ、ＴＣはシリアル番号や偶然一
致することがないまたは少ない乱数のようなものであれ
ばタイムスタンプでなくてもよい。

【００４２】［利用情報通知処理］ （１）Ａが情報Ｐｉを利用したいとき、ＡのＰＰＣ内の
金銭情報がＰＩＤｉに示された利用料金より大きければ
課金部１６はＰｉの利用を許可する。 （２）ＡがＰｉの利用を終了したとき、または利用中に
課金部１６はＰＰＣの金銭情報から要した利用料金を差
し引き、その結果をＰＰＣに書き込む。

【００４３】（３）このとき、Ａは次の利用通知をＣに
送る。ただし、差し引いた利用料金をｂとする。 ＭＢ＝｛Ａ，｛Ｂ，ｂ，ＴＢ｝＾ｓＡ｝ （４）Ｃはこのメッセージを復号し正しいときに、ｂ円
をＢへの分配金として支払う。

【００４４】次に、ＡとＢの間の情報も暗号通信によっ
てやりとりする場合、次の処理を前述の金銭情報入手処
理と利用情報通知処理の間で行えばよい。ただし、Ｃは
情報提供者とも秘密鍵を共有しているとする。

【００４５】［情報利用処理］ （１）ＡはＣにＢとの会話鍵の生成を依頼するために次
のメッセージをＣに送る。 ＭＡ′＝｛Ａ，Ｂ，ＴＡ′｝ （２）Ｃは会話鍵ＣＫを生成し、次のメッセージをＡに
送る。 ＭＣ′＝｛｛ＴＣ′，Ａ，ＣＫ｝＾ｓＢ，ＴＡ′，Ｂ，
ＣＫ｝＾ｓＡ

【００４６】（３）ＡはＭＣ′をｓＡで復号し、｛Ｔ
Ｃ′，Ａ，ＣＫ｝＾ｓＢをＢに送る。 （４）Ｂは受信メッセージをｓＢで復号し、会話鍵ＣＫ
で暗号化した情報をＡに送る。 （５）Ａは会話鍵ＣＫで暗号化情報を復号する。

【００４７】上記の説明では、処理を簡単にするために
Ｃと各利用者間の暗号方式は共通鍵暗号としたが、第５
の実施の形態と同様に公開鍵暗号を用いてもよいことは
明らかである。また、タイムスタンプからの時間によっ
て各メッセージの有効期間を定めることもできる。ま
た、メッセージ内の並び順は順不同であり、Ａ、Ｂ等で
示す利用者の識別子やタイムスタンプは必ずしも必要で
ない場合もある。さらに、上記の金銭情報入手処理、利
用情報通知処理の手順は１つの例であり、電子的な情報
を金銭情報として利用者固有データを用いずに課金処理
を行うものは全て本発明に含まれる。

【００４８】また、通信Ｉ／Ｆ２１を持たない場合、利
用者は販売店などの料金分配者２０のところでＰＰＣに
格納する金銭情報を入力してもらう。また、課金部１６
が提供情報ＰＰの利用記録をＰＰＣに記録し、このＰＰ
Ｃを販売店等の料金分配者２０のところで金銭情報を補
充・入力する際に利用記録を補充器が回収することによ
って、利用頻度に応じた料金の分配を行うようにするこ
とができる。このような電子的な金銭情報は前述したよ
うに料金分配者２０だけが処理できる特殊なデータであ
るので、通信Ｉ／Ｆ２１を持たない利用者はＰＰＣを用
いるためには必ず販売店等の料金分配者２０を介する必
要があるので、利用記録は必ず回収でき利用頻度に応じ
た料金の分配が可能である。

【００４９】図８は第６の実施の形態を示すもので、第
５の実施の形態と同様に電子的な情報を金銭情報として
用い、料金分配者２０のいらない課金方式を示すもので
ある。利用者端末１０、情報提供者Ｐの端末、料金立替
者２３の端末は図９のようにネットワーク２２で接続さ
れている。さらに、ＰＰＣとして用いる電子カードはセ
キュリティ機能として暗証番号による所有者確認や、ア
クセス条件によるデータメモリへのアクセス制御や、暗
号方式による暗号・認証を行うことができるものとす
る。このとき、暗号処理や認証処理に用いる秘密の鍵は
前述のようにアクセス制御されたメモリ領域に書き込ま
れているとする。また、以下の課金動作もカードの発行
者以外変更できない仕様になっているとする。

【００５０】利用者をＡ、情報提供者をＢ、料金立替者
をＤとし、各々は署名可能な秘密鍵を秘密に保持し、通
信相手はその署名を検査できる公開鍵を知っているもの
（例えば、Ａの秘密鍵をｓＡ、公開鍵をｐＡとする）と
する。ここで、ＡがＢの提供情報Ｐｉを利用する場合を
考える。ただし、Ｘの鍵Ｙによる処理結果を｛Ｘ｝＾Ｙ
で表し、利用者の各処理は全て上述のようなセキュリテ
ィ機能をもつＰＰＣ内で行われるものとする。

【００５１】［金銭情報入手処理］ （１）Ａはａ円（通貨の単位は円に限らない）分の金銭
情報の入力要求を自分の登録情報ｉＡ（口座番号やクレ
ジット番号など）をつけて秘密鍵ｓＡで署名しＤに送
る。 ＭＡ＝｛Ａ，｛Ａ，ｉＡ，ａ，ＴＡ｝＾ｓＡ｝

【００５２】（２）ＤはＭＡの署名をＡと公開鍵ｐＡで
検査し、ｉＡが正しくＡがａ円支払可能であれば、金銭
情報ａをＤで署名して次のメッセージをＡに送る。 ＭＤ＝｛ＴＡ，｛Ｄ，ａ，ＴＤ｝＾ｓＤ｝＾ｓＡ

【００５３】（３）ＡはＭＤをｐＡで検査し、さらにｓ
Ｄに対応するＤの公開鍵ｐＤで署名を検査し、検査結果
が正しい場合のみＡのＰＰＣはａ円分の金銭情報を加算
する。上記、ＴＡやＴＤはタイムスタンプであり、同じ
送信者からの同じタイムスタンプをもつメッセージは不
正要求とする。また、ＴＡ、ＴＤはシリアル番号や偶然
一致することがない、または少ない乱数のようなもので
あれば、タイムスタンプでなくてもよい。

【００５４】［利用情報通知処理］ （１）Ａが情報Ｐｉを利用したいとき、ＡのＰＰＣ内の
金銭情報がＰＩＤｉに示された利用料金より大きければ
課金手段はＰｉの利用を許可する。 （２）ＡがＰｉの利用を終了したとき、または利用中に
課金部１６はＰＰＣの金銭情報から要した利用料金を差
し引き、その結果をＰＰＣに書き込む。

【００５５】（３）このとき、Ａは次の利用通知ＭＢを
Ｂに送る。ただし、差し引いた利用料金をｂとする。 ＭＢ＝｛Ａ，Ｂ，｛Ｂ，ｂ，ＴＢ｝＾ｓＡ｝ （４）Ｂは署名を検査し正しいときに、Ａの署名｛Ｂ，
ｂ，ＴＢ｝＾ｓＡをＤに示し、ｂの料金を受け取る。

【００５６】次に、ＡとＢの間の情報も暗号通信によっ
てやりとりする場合、直接相手の公開鍵で公開鍵による
暗号通信を行うこともできるが、情報量が多い場合次の
ように共通鍵暗号による暗号通信を行うこともできる。
この場合、各利用者と情報提供者の間には共通鍵暗号手
段が共有されているとする。ただし、下記の（１）、
（２）においてＡとＢは逆であっても良い。

【００５７】［情報利用処理］ （１）ＡはＢとの共通鍵ＣＫをＢの公開鍵ｐＢで暗号化
して送る。 ＭＡ′＝｛Ａ，Ｂ，ＣＫ，ＴＡ′｝＾ｐＢ （２）Ｂは受信メッセージをｓＢで復号する。 （３）Ｂは共通鍵ＣＫで共通鍵暗号化した情報をＡに送
る。 （４）Ａは共通鍵ＣＫで共通鍵暗号化情報を復号する。

【００５８】上記の説明では、説明を簡単にするために
Ｄと各利用者と情報提供者Ｐとの暗号方式は公開鍵暗号
としたが、前述のような共通鍵暗号を用いてもよいこと
は明らかである。また、タイムスタンプからの時間によ
って各メッセージの有効期間を定めることもできる。ま
た、メッセージ内の並び順は順不同であり、Ａ、Ｂ等で
示す利用者の識別子やタイムスタンプは必ずしも必要で
ない場合もある。さらに、上記の金銭情報入手処理、利
用情報通知処理の手順は１つの例であり、電子的な情報
を金銭情報として利用者固有データを用いずに課金処理
を行うものは全て本発明に含まれる。

【００５９】次に、その他の実施の形態を説明する。 第７の実施の形態 第２の実施の形態に示す実際の金銭を用いた課金方式に
よって、１つ以上の利用者端末１０を設置した施設を情
報提供者Ｐまたは料金分配者２０が営業し、公衆電話や
ゲームセンター、喫茶店、図書館のように多くの人が金
銭を支払うことによって自由に利用者端末１０を使用す
るという課金システムが実現できる。

【００６０】また、第３の実施の形態に示すプリペイド
カードを用いた課金方式によって、情報提供者ＰがＣＤ
−ＲＯＭやパソコン通信等によって広く提供情報ＰＰを
配布し、情報に対する著作権協会のような機関が料金分
配者２０となってプリペイドカードを製作・販売し、利
用者は販売店などを通じてプリペイドカードを購入し、
自宅やその他の端末等で提供情報ＰＰを利用するという
課金システムが実現できる。

【００６１】第４の実施の形態に示すフロッピーディス
クを用いた課金方式によって、第３の実施の形態におけ
るＰＰＣのための特殊な入力部１４を必要とせず（利用
者端末には通常フロッピーディスクの入力部１４はつい
ているとする）、さらに金銭情報の通信によるやりとり
によって販売店を省略可能とし、暗号・認証処理をソフ
ト的に行うことによって現在のネットワークで容易に実
現可能な課金システムが構成できる。

【００６２】第５の実施の形態に示すＩＣカードやＰＣ
ＭＣＩＡ等の電子的なカードを用いた課金方式によっ
て、上記第４の実施の形態を用いた課金システムをより
安全にした課金システムが実現できる。第６の実施の形
態に示す課金方式によって、料金分配者２０のいらな
い、即ち利用者と情報提供者Ｐとが料金立替者２３を通
して直接取引をする課金システムが実現できる。また、
この課金方式及び課金システムは将来実用化されると思
われるある特殊なデータを金銭と同様に扱う電子現金に
対しても適用可能であることは明らかである。さらに、
上記の課金方式、及び課金システムを組み合わせた種々
の課金システムも本発明に含まれる。

【００６３】第８の実施の形態 現在、情報提供者が多くの情報を異なる鍵で暗号化して
ＣＤ−ＲＯＭ等に納め、媒体としてのＣＤ−ＲＯＭ自体
は販売店を通じて安価に販売し、利用者からの依頼に応
じて情報提供者が利用者に指定情報の暗号鍵を知らせる
ときにその情報の利用対価を請求する課金方式が知られ
ている。しかし、この方式ではＣＤ−ＲＯＭを販売する
販売店は媒体としての販売利益は得られても、提供情報
を販売したことに対する利益は得られないと言う問題が
ある。

【００６４】そこで、本発明で示したＰＰＣによる課金
方式をレンタル的な情報の利用ではなく、情報の買い取
りに対して用いることによって上記の問題が解決でき
る。即ち、利用者は販売店でのＣＤ−ＲＯＭ購入と同時
に、プリペイドカード等のＰＰＣも購入し、情報提供者
との通信（電話など）によって暗号鍵を知るときにプリ
ペイドカードでの支払を指定することによって、情報提
供者はそのプリペイドカードを販売した販売店から利用
料金を回収する。これによって、情報の利用料金の流れ
に対しても販売店を経由するので、販売店は情報利用に
対する利益も得ることができる。その場合、課金部１６
はＰＰＣの金銭情報を検査し、情報の利用が可能であれ
ば、情報に対する暗号化を復号するときだけＰＰＣから
料金を引くように構成する。さらに、このＰＰＣは使用
しないときには換金できるとする。このとき、ＰＰＣは
情報提供者毎に製作され、販売店を通じてＣＤ−ＲＯＭ
と同様に販売される。従って、この実施の形態では料金
分配者２０は必要としない。

【００６５】また、第３の実施の形態において利用情報
通知処理を以下のようにすることで、プリペイドカード
の利用情報通知処理も安全にすることができる。ただ
し、プリペイドカードにはプリペイドカード毎の識別番
号ｉＰとそれに対応した秘密鍵ｓＰとが登録されている
ものとする。

【００６６】［利用情報通知処理］ （１）ＡのＰＰＣ内の金銭情報がＰＩＤｉに示された利
用料金より大きければＣＨＥＣＫは情報Ｐｉの利用を許
可する。 （２）ＡがＰｉの利用を終了したとき、または利用中に
ＣＨＥＣＫはＰＰＣの金銭情報から要した利用料金を差
し引き、その結果をＰＰＣに書き込む。

【００６７】（３）このとき、ＣＨＥＣＫは次の利用通
知をＣに送る。ただし、Ｂへの利用料金をｂとする。 ＭＢ＝｛ｉＰ，｛Ｂ，ｂ，ｉＰ，ＴＢ｝＾ｓＰ｝ （４）ＣはＭＢを登録した秘密鍵ｓＰで復号し、このメ
ッセージが正しいときにｂ円をＢへ分配金として支払
う。これによって、ｉＰとｓＰを知るもの以外、利用通
知を生成することはできない。

【００６８】次に、共通鍵暗号方式及び公開鍵暗号方式
について説明する。 ［共通鍵暗号方式］共通鍵暗号方式は送信者と受信者で
同一の暗号鍵を秘密に共有する暗号方式（秘密鍵暗号方
式、対称暗号方式、慣用暗号方式とも呼ばれる）であ
る。共通鍵暗号方式は、適当な長さの文字列（ブロッ
ク）ごとに同じ鍵で暗号化するブロック暗号と文字列ま
たはビットごとに鍵を変えていくストリーム暗号に分け
ることができる。ブロック暗号には文字の順序を置き換
えて暗号化する転置式暗号や、文字を他の文字に置き換
える換字式暗号等がある。この場合、転置や換字の対応
表が暗号鍵となる。

【００６９】ストリーム暗号には多表を用いるビジネル
暗号や１回限りの使い捨ての鍵を用いるバーナム暗号等
が知られている（各暗号の詳細は池野、小山著「現代暗
号理論」電子情報通信学会、１９８６．の第２章及び第
４章参照）。また、ブロック暗号のなかでもアルゴリズ
ムが公開されているＤＥＳ（Ｄａｔａ Ｅｎｃｒｙｐｔ
ｉｏｎ Ｓｔａｎｄａｒｄ）やＦＥＬＡ（Ｆａｓｔ ｄ
ａｔａ Ｅｎｃｉｐｈｅｒｍｅｎｔ ＡＬｇｏｒｉｔｈ
ｍ）といった暗号（詳細は辻井、笠原著「暗号と情報セ
キュリティ」昭晃堂、１９９０．の第２章参照）が商用
暗号として広く用いられている。

【００７０】ただし、ＤＥＳやＦＥＬＡはアルゴリズム
を公開しているために暗号解読法も開発され、その解読
法に対抗するために種々の変形が行われていることがあ
る（例えば、後述の繰り返し回数を増したり（Ｃ．Ｈ．
Ｍａｙｅｒ ａｎｄ Ｓ．Ｍ．Ｍａｔｙａｓ：“ＣＲＹ
ＰＴＯＧＲＡＰＨＹ−Ａ Ｎｅｗ Ｄｉｍｅｎｓｉｏｎ
ｉｎ Ｃｏｍｐｕｔｅｒ Ｄａｔａ Ｓｅｃｕｒｉｔ
ｙ”，Ｗｉｌｅｙ−Ｉｎｔｅｒｓｃｉｃｎｃｅ，Ａｐｐ
ｃｎｄｉｘ Ｄ，ｐｐ．６７９−７１２，１９８２参
照）、鍵を頻繁に変える（山本、岩村、松本、今井：
“２乗型疑似乱数生成器とブロック暗号を用いた実用的
暗号方式”，信学技報，ＩＳＥＣ９３−２９，ｐｐ．６
５−７５，１９９３．参照）などの変形が提案されてい
る）。

【００７１】［公開鍵暗号方式］公開鍵暗号方式は暗号
鍵と復号鍵が異なり、暗号鍵を公開、復号鍵を秘密に保
持する暗号方式である。以下公開鍵暗号について（ａ）
で特徴、（ｂ）でプロトコル、（ｃ）で代表例、（ｄ）
で具体的な方式としてＲＳＡ暗号についてそれぞれ述べ
る。

【００７２】（ａ）公開鍵暗号の特徴 （１）暗号鍵と復号鍵とが異なり暗号鍵を公開できるた
め、暗号鍵を秘密に配送する必要がなく、鍵配送が容易
である。 （２）各利用者の暗号鍵は公開されているので、利用者
は各自の復号鍵のみ秘密に記憶しておけばよい。 （３）送られてきた通信文の送信者が偽物でないこと及
びその通信文が改ざんされていないことを受信者が確認
するための認証機能を実現できる。

【００７３】（ｂ）公開鍵暗号のプロトコル 通信文Ｍに対して、公開の暗号鍵Ｋｐを用いた暗号化操
作をＥ（ｋｐ，Ｍ）とし、秘密の復号鍵ｋｓを用いた復
号操作をＤ（ｋｓ，Ｍ）とすると、公開鍵暗号アルゴリ
ズムは、まず次の２つの条件を満たす。

【００７４】（１）ｋｐが与えられたとき、Ｅ（ｋｐ，
Ｍ）の計算は容易である。ｋｓが与えられたとき、Ｄ
（ｋｓ，Ｍ）の計算は容易である。 （２）もし、ｋｓを知らないなら、ｋｐとＥの計算手順
と Ｃ＝Ｅ（ｋｐ，Ｍ）を知っていても、Ｍを決定する
ことは計算量の点で困難である。 次に、上記（１）、（２）に加えて、次の（３）の条件
が成立することにより秘密通信が実現できる。

【００７５】（３）全ての通信文（平文）Ｍに対し、Ｅ
（ｋｐ，Ｍ）が定義でき、Ｄ（ｋｓ，Ｅ（ｋｐ，Ｍ））
＝Ｍが成立する。つまり、ｋｐは公開されているため誰
もがＥ（ｋｐ，Ｍ）を計算することができるが、Ｄ（ｋ
ｓ，Ｅ（ｋｐ，Ｍ））を計算してＭを得ることができる
のは秘密鍵ｋｓを持っている本人だけである。一方、上
記（１）、（２）に加えて、次の（４）の条件が成立す
ることにより認証通信が実現できる。

【００７６】（４）すべての通信文（平文）Ｍに対し、
Ｄ（ｋｓ，Ｍ）が定義でき、Ｅ（ｋｐ，Ｄ（ｋｓ，
Ｍ））＝Ｍが成立する。つまり、Ｄ（ｋｓ，Ｍ）を計算
できるのは秘密鍵ｋｓを持っている本人のみであり、他
の人が偽の秘密鍵ｋｓ′を用いてＤ（ｋｓ′，Ｍ）を計
算し、ｋｓを持っている本人になりすましたとしても、
Ｅ（ｋｐ，Ｄ（ｋｓ′，Ｍ））≠Ｍなので受信者は受け
とった情報が不正なものであることを確認できる。ま
た、Ｄ（ｋｓ，Ｍ）が改ざんされてもＥ（ｋｐ，Ｄ（ｋ
ｓ，Ｍ）′）≠Ｍとなり、受信者は受けとった情報が不
正なものであることを確認できる。

【００７７】公開鍵暗号では、公開鍵を用いる処理Ｅを
暗号化、秘密鍵を用いる処理Ｄを復号と呼んでいる。従
って、秘密通信では送信者が暗号化を行い、その後受信
者が復号を行うが、認証通信では送信者が復号を行い、
その後受信者が暗号化を行うことになる。

【００７８】以下に公開鍵暗号により送信者Ａから受信
者Ｂへ秘密通信、認証通信、署名付秘密通信を行う場合
のプロトコルを示す。Ａの秘密鍵をｋｓＡ、公開鍵をｋ
ｐＡとし、Ｂの秘密鍵をｋｓＢ、公開鍵をｋｐＢとす
る。

【００７９】［秘密通信］ＡからＢへの通信文（平文）
Ｍを秘密通信する場合次の手順で行う。 Ｓｔｅｐ１：ＡはＢの公開鍵ｋｐＢでＭを暗号化し、暗
号文ＣをＢに送る。 Ｃ＝Ｅ（ｋｐＢ，Ｍ） Ｓｔｅｐ２：Ｂは自分の秘密鍵ｋｓＢでＣを復号し、も
との平文Ｍを得る。 Ｈ＝Ｄ（ｋｓＢ，Ｃ） 受信者Ｂの公開鍵は不特定多数に公開されているので、
Ａに限らず全ての人がＢに秘密通信できる。

【００８０】［認証通信］ＡからＢへの通信文（平文）
Ｍを認証通信する場合次の手順で行う。 Ｓｔｅｐ１：Ａは自分の秘密鍵ｋｓＡで送信文Ｓを生成
しＢに送る。 Ｓ＝Ｄ（ｋｓＡ，Ｍ） この送信文Ｓを署名文といい、署名文を得る操作を署名
という。Ｓｔｅｐ２：ＢはＡの公開鍵ｋｐＡでＳを復元
変換し、もとの平文Ｍを得る。 Ｍ＝Ｅ（ｋｐＡ，Ｓ） もしＭが意味のある文であることを確認したならば、Ｍ
が確かにＡから送られてきたことを認証する。送信者Ａ
の公開鍵は不特定多数に公開されているので、Ｂに限ら
ず全ての人がＡの署名文を認証できる。このような認証
をディジタル署名ともいう。

【００８１】［署名付秘密通信］ＡからＢへの通信文
（平文）Ｍを署名付秘密通信する場合次の手順で行う。 Ｓｔｅｐ１：Ａは自分の秘密鍵ｋｓＡでＭを署名し、署
名文Ｓを作る。 Ｓ＝Ｄ（ｋｐＡ，Ｍ） さらにＡはＢの公開鍵ｋｐＢでＳを暗号化し、暗号文Ｃ
をＢに送る。 Ｃ＝Ｅ（ｋｐＢ，Ｓ） Ｓｔｅｐ２：Ｂは自分の秘密鍵ｋｓＢでＣを復号し、署
名文Ｓを得る。 Ｓ＝Ｄ（ｋｓＢ，Ｃ） さらに、ＢはＡの公開鍵ｋｐＡでＳを復元変換し、もと
の平文Ｍを得る。 Ｍ＝Ｅ（ｋｐＡ，Ｓ） もし、Ｍが意味のある文であることを確認したならば、
Ｍが確かにＡから送られてきたことを認証する。

【００８２】なお、署名付秘密通信の各Ｓｔｅｐ内にお
ける関数を施す順序はそれぞれ逆転してもよい。すなわ
ち、上記の手順では、 Ｓｔｅｐ１：Ｃ＝Ｅ（ｋｐＢ，Ｄ（ｋｓＡ，Ｍ）） Ｓｔｅｐ２：Ｍ−Ｅ（ｋｐＡ，Ｄ（ｋｓＢ，Ｃ）） となっているが、下記のような手順でも署名付秘密通信
が実現できる。 Ｓｔｅｐ１：Ｃ＝Ｄ（ｋｓＡ，Ｅ（ｋｐＢ，Ｍ）） Ｓｔｅｐ２：Ｍ＝Ｄ（ｋｓＢ，Ｅ（ｋｐＡ，Ｃ）） （ｃ）代表的な公開鍵暗号方式

【００８３】次に代表的な公開鍵暗号方式の例を以下に
挙げる。秘密通信と認証通信ができる方式として ・ＲＳＡ暗号（Ｒ．Ｌ．Ｒｉｖｅｓｔ，Ａ．Ｓｈａｍｉ
ｒ ａｎｄ Ｉ．Ａｄｌｃｍａｎ：“Ａ ｍｅｔｈｏｄ
ｏｆ ｏｂｔａｉｎｉｎｇ ｄｉｇｉｔａｌｓｉｇｎ
ａｔｕｒｅｓ ａｎｄ ｐｕｂｌｉｃ ｋｅｙ ｃｒｙ
ｐｔｏｓｙｔｅｍｓ”，Ｃｏｍｍ．ｏｆ ＡＣＭ，１９
７８）、 ・Ｒ暗号（Ｍ．Ｒａｂｉｎ：“Ｄｉｇｉｔａｌｉｚｅｄ
ｓｉｇｎａｔｕｒｅｓ ａｎｄ ｐｕｂｌｉｃ−ｋｅ
ｙ ｃｒｙｐｔｏｓｙｓｔｅｍｓ”，ＭＩＴ／ＬＣＳ／
ＴＲ−２１２，Ｔｅｃｈｎｉｃａｌ Ｒｅｐｏｒｔ Ｍ
ＩＴ．１９７９）、 ・Ｗ暗号（Ｈ．Ｃ．Ｗｉｌｌｉａｍｇ：“Ａ ｍｏｄｉ
ｆｉｃａｔｉｏｎ ｏｆ ｔｈｅ ＲＳＡ ｐｕｂｌｉ
ｃ−ｋｅｙ ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ ｐｒｏｃｅｄｎｒ
ｅ”，ＩＥＥＥ Ｔｒａｎｓ ｆｎｆ．Ｔｈｅｏｒｙ，
ＩＴ−２６．６，１９８０）、 ・ＭＩ暗号（松本、今井：“公開鍵暗号系の新しいアル
ゴリズム”，信学技報，ＩＴ８２−８４，１９８２：
Ｔ．Ｍａｔｓｕｍｏｔｏ ａｎｄ Ｈ．Ｉｍａｉ：“Ａ
ｃｌａｓｓ ｏｆ ａｓｙｍｍｅｔｒｉｃ ｃｒｙｐ
ｔｏｓｙｓｔｅｍｓ ｂａｓｅｄ ｏｎ ｐｏｌｙｎｏ
ｍｉａｌｓ ｏｖｅｒ ｆｉｎｉｔｅ ｒｉｎｇｓ”，
ＩＥＥＥ Ｉｎｔｅｒｎａｔｉｏｎａｌ Ｓｙｍｐ，ｏ
ｎ Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ Ｔｈｅｏｒｙ，１９８
３）、

【００８４】秘密通信のみができる方式として ・ＭＨ暗号（Ｒ．Ｃ．Ｍｅｒｋｌｅ ａｎｄ Ｍ．Ｅ．
Ｈｅｌｌｍａｎ：“Ｈｉｄｉｎｇ ｉｎｆｏｒｍａｔｉ
ｏｎ ａｎｄ ｓｊｇｎａｔｕｒｅｓ ｉｎｔｒａｐｄ
ｏｏｒ ｋｎａｐｓａｃｋｓ”，ＩＥＥＥ Ｔｒｎａ
ｓ，ｌｎｆ．Ｔｈｅｏｒｙ，ＩＴ−２４，５，１９７
８）、 ・ＧＳ暗号（Ａ．Ｓｈａｍｉｒ ａｎｄ Ｒ．Ｅ．Ｚｉ
ｐｐｅｌ；“Ｏｎ ｔｈｅ ｓｅｃｕｒｉｔｙ ｏｆ
ｔｈｅ Ｍｅｒｋｌｅ−Ｈｅｌｌｍａｎ ｃｒｙｐｔｏ
ｇｒａｐｈｉｃ ｓｃｈｅｍｅ”，ＩＥＥＥ Ｔｒａｎ
ｓ ｌｎｆ．Ｔｈｅｏｒｙ，ＩＴ−２６，３，１９８
０）、 ・ＣＲ暗号（Ｂ．Ｃｈｏｒ ａｎｄ Ｒ．Ｌ．Ｒｉｖｅ
ｓｔ：“Ａ ｋｎａｐｓａｃｋ ｔｙｐｅ ｐｕｂｌｉ
ｃ ｋｅｙ ｃｒｙｐｔｏｓｙｓｔｅｍ ｂａｓｅｄ
ｏｎ ａｒｉｔｈｍｅｔｒｉｃ ｉｎ ｆｉｎｉｔｅ
ｆｉｅｌｄ”，Ｐｒｏｃ Ｃｒｙｐｔｏ ８４）、 ・Ｍ暗号（Ｒ．Ｊ．ＭｃＥｌｉｏｃｅ：“Ａ ｐｕｂｌ
ｉｃ−ｋｅｙ ｃｒｙｐｔｏｓｙｓｔｅｍ ｂａｓｅｄ
ｏｎ ａｌｇｃｂｒａｉｃ ｃｏｄｉｎｇｔｈｅｏｒ
ｙ”ＤＳＮ Ｐｒｏｇｒｅｓｓ Ｒｅｐ，Ｊｅｔ Ｐｒ
ｏｐｕｌｓｉｏｎ Ｌａｂ １９７８）、 ・Ｅ暗号（Ｔ．Ｅ．ＥＩＣａｍａｌ：“Ａ ｐｕｂｌｉ
ｃ ｋｅｙ ｃｒｙｐｔｏｓｙｓｔｅｍ ａｎｄ ａ
ｓｉｇｎａｔｕｒｅ ｓｃｈｅｍｅ ｂａｓｅｄ ｏｎ
ｄｉｓｃｒｅｔｒｅ Ｉｏｇａｒｉｔｈｍ”，Ｐｒｏ
ｃ Ｃｒｙｐｔｏ ８４，１９８４）、 ・Ｔ暗号（辻井重男，“行列分解を利用した公開鍵暗号
の一方式”，信学技報，ＩＴ８５１２，１９８５）、

【００８５】認証通信のみできる方式として ・Ｓ暗号（Ａ．Ｓｈａｍｉｒ：“Ａ ｆａｓｔ ｓｉｇ
ｎａｔｕｒｅ ｓｃｈｅｍｅ”，Ｒｅｐｏｒｔ ＭＩＴ
／ＬＣＳ／ＴＭ−１０７，ＭＩＴ ｌａｂｏｒａｔｏｒ
ｙ ｆｏｒ ｃｏｍｐｕｔｅｒ ｓｃｉｅｎｃｅ Ｃａ
ｍｂｒｉｄｇｅ，Ｍａｓｓ，１９７８）、 ・Ｌ暗号（Ｋ．Ｌｉｅｂｅｒｈｅｒｒ：“Ｕｎｉｆｏｒ
ｍ ｃｏｍｐｌｃｘｉｔｙ ａｎｄ ｄｉｇｉｔａｌ
ｓｉｇｎａｔｕｒｃ”Ｌｅｃｔｕｒｅ Ｎｏｔｅｓ ｉ
ｎ Ｃｏｍｐｕｔｅｒ Ｓｃｉｅｎｃｅ １１５ Ａｕ
ｔｏｍａｔａＬａｎｇｕａｇｅ ａｎｄ Ｐｒｏｇｒａ
ｍｍｉｎｇ，Ｅｉｇｈｔｈ Ｃｏｌｌｏｑｕｉｕｍ Ａ
ｃｒｅ，ｌｓｒａｅｌ，１９８１）、 ・ＧＭＹ暗号（Ｓ．Ｇｏｌｄｗａｓｓｅｒ．Ｓ．Ｍｉｃ
ａｌｉ ａｎｄ Ａ．Ｙａｏ：“Ｓｔｒｏｎｇ ｓｉｇ
ｎａｔｕｒｅ ｓｃｈｅｍｅｓ”，ＡＣＭ Ｓｙｍｐ．
ｏｎ Ｔｈｅｏｒｙ ｏｆ Ｃｏｍｐｕｔｉｎｇ，１９
８３）、 ・ＧＭＲ暗号（Ｓ．Ｇｏｌｄｗａｓｓｅｒ，Ｓ．Ｍｉｃ
ａｌｉ ａｎｄ Ｒ．Ｌ．Ｒｉｖｅｓｔ：“Ａ”ｐａｒ
ａｄｏｘｉｃａｌ“ｓｏｌｕｔｉｏｎ ｔｏｔｈｅ ｓ
ｉｇｎａｔｕｒｅ ｐｒｏｂｌｅｍ”，ＡＣＭ Ｓｙｍ
ｐ．ｏｎ Ｆｏｕｎｄａｔｉｏｎ ｏｆ Ｃｏｍｐｕｔ
ｅｒ Ｓｃｉｅｎｃｅ，１９８４）、 ・ＯＳＳ暗号（Ｈ．Ｏｎｇ，Ｃ．Ｐ．Ｓｃｈｎｏｒｒ
ａｎｄ Ａ Ｓｈａｍｉｒ：“Ａｎ ｅｆｆｉｃｉｅｎ
ｔ ｓｉｇｎａｔｕｒｅ ｓｃｈｅｍｅ ｂａｓｅｄ
ｏｎ ｑｕａｄｒａｔｉｃ ｅｑｕａｔｉｏｎ”，ＡＣ
Ｍ Ｓｙｍｐ．ｏｎ Ｔｈｅｏｒｙ ｏｆ Ｃｏｍｐｕ
ｔｉｎｇ，１９８４）、 ・ＯＳ暗号（岡本、白石：“多項式演算によるディジタ
ル署名方式”，信学論（Ｄ），Ｊ８６−Ｄ，５，１９８
５：Ｔ．Ｏｋａｍｏｔｏ ａｎｄ Ａ．Ｓｈｉｒａｉｓ
ｉ：“Ａ ｆａｓｔ ｓｉｇｎａｔｕｒｅ ｓｃｈｅｍ
ｅ ｂａｓｅｄｏｎ ｑｕａｄｒａｔｉｃ ｉｎｅｑｕ
ａｌｉｔｉｅｓ”ＩＥＥＥ Ｓｙｍｐ．ｏｎ Ｔｈｃｏ
ｒｙ ｏｆ Ｃｏｍｐｕｔｉｎｇ，１９８４） などをはじめ様々な方式が提案されている。

【００８６】

【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
マルチメディアネットワーク等における前述した（１）
〜（３）に示した従来の問題を解決した課金方式及び課
金システムが実現できる。これによって、利用者は種々
の情報をレンタル的に安価に利用しながらプライバシー
の保護ができ、情報提供者は利用者毎の情報利用の管理
を行うことなく、提供情報の利用頻度に応じて利用料金
の分配を受けることができる。また、販売店を含む料金
分配者や料金立替者を導入することによって、料金の支
払いまで含めて使い勝手の良い課金システムを構成する
ことができる。

【図面の簡単な説明】

【図１】本発明の第１の実施の形態を示すブロック図で
ある。

【図２】本発明の第２の実施の形態を示すブロック図で
ある。

【図３】本発明の第３の実施の形態を示すブロック図で
ある。

【図４】第３の実施の形態によるネットワークのブロッ
ク図である。

【図５】本発明の第４の実施の形態を示すブロック図で
ある。

【図６】第４、第５の実施の形態によるネットワークの
ブロック図である。

【図７】本発明の第５の実施の形態を示すブロック図で
ある。

【図８】本発明の第６の実施の形態を示すブロック図で
ある。

【図９】第６の実施の形態によるネットワークのブロッ
ク図である。

【図１０】従来の超流通方式を説明するためのブロック
図である。

【符号の説明】

Ｐ 情報提供者 ＰＰＣ 金銭情報 １０ 利用者端末 １１ 判定部 １４ ＰＰＣ入力部 １６ 課金部 １７ 信号処理部 ２０ 料金分配者 ２１ 通信Ｉ／Ｆ ２２ ネットワーク ２３ 料金立替者

Claims (17)

【特許請求の範囲】
1. 【請求項１】 記録媒体に記録された金額を示す金銭情
   報が入力される入力手段と、 上記入力手段から入力された金銭情報を判定し、情報提
   供者から提供される提供情報の利用を許可する許可信号
   を出力する判定手段とを備えた課金装置。
2. 【請求項２】 上記判定手段は、上記金銭情報と上記提
   供情報に付加された利用料金情報とに基づいて判定を行
   うようにした請求項１記載の課金装置。
3. 【請求項３】 上記金銭情報が現金である請求項１記載
   の課金装置。
4. 【請求項４】 上記記録媒体はＩＣカードである請求項
   １記載の課金装置。
5. 【請求項５】 情報提供者から提供される提供情報を受
   信するように成された情報受信装置であって、 金額を示す金銭情報が入力される入力手段と、 上記入力手段から入力された金銭情報を判定して上記提
   供情報の利用を許可する許可信号を出力する判定手段と
   を備えた情報受信装置。
6. 【請求項６】 上記判定手段は、上記金銭情報と上記提
   供情報に付加された利用料金情報とに基づいて判定を行
   うようにした請求項５記載の情報受信装置。
7. 【請求項７】 上記金銭情報が現金である請求項５記載
   の情報受信装置。
8. 【請求項８】 上記金銭情報は記録媒体に記録された情
   報である請求項５記載の情報受信装置。
9. 【請求項９】 上記提供情報の利用情報を外部に送信す
   る通信手段を備えた請求項５記載の情報受信装置。
10. 【請求項１０】 情報を提供する情報提供者端末装置
    と、 上記情報提供者端末装置からの提供情報を受信して利用
    する利用者端末装置と、 金銭情報を入力するように成され、入力された金銭情報
    を判定して上記提供情報の利用を許可する許可信号を出
    力する判定手段を有する課金装置とを備えた通信システ
    ム。
11. 【請求項１１】 上記判定手段は、上記金銭情報と上記
    提供情報に付加された利用料金情報とに基づいて判定を
    行うようにした請求項１０記載の通信システム。
12. 【請求項１２】 上記金銭情報が現金である請求項１０
    記載の通信システム。
13. 【請求項１３】 上記金銭情報は記録媒体に記録された
    情報である請求項１０記載の通信システム。
14. 【請求項１４】 上記利用者端末装置に提供情報の利用
    情報を送信する通信手段を設けた請求項１０記載の通信
    システム。
15. 【請求項１５】 上記利用情報に応じて上記情報提供者
    端末装置に料金分配情報を送信する料金分配者端末装置
    を設けた請求項１４記載の通信システム。
16. 【請求項１６】 上記利用情報に応じて提供情報の利用
    料金の立替え処理を行う料金立替端末装置を設けた請求
    項１４記載の通信システム。
17. 【請求項１７】 上記各装置間の通信を暗号通信により
    行うようにした請求項１０、１４〜１６の何れか１項記
    載の通信システム。