JPH1153264A - 情報処理装置および方法、情報処理システム、並びに提供媒体 - Google Patents

情報処理装置および方法、情報処理システム、並びに提供媒体

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JPH1153264A
JPH1153264A JP9210899A JP21089997A JPH1153264A JP H1153264 A JPH1153264 A JP H1153264A JP 9210899 A JP9210899 A JP 9210899A JP 21089997 A JP21089997 A JP 21089997A JP H1153264 A JPH1153264 A JP H1153264A
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Abstract

(57)【要約】 【課題】 情報の不正なコピーを防止する。 【解決手段】 ソースとしてのDVDプレーヤ１のEEPROM
２７に、hash関数とservice_keyを記憶しておく。シン
クとしてのパーソナルコンピュータ２のEEPROM５０に
は、そのIDとlicense_keyを記憶しておく。ステップＳ
１において、DVDプレーヤ１は、パーソナルコンピュー
タ２に対してIDを要求する。IDの供給を受けたとき、DV
Dプレーヤ１は、IDとservice_keyを連結して得られるデ
ータ（ID || service_key）に対してhash関数を適用
し、キーlkを得る。さらに、暗号鍵skを生成し、これを
鍵lkを鍵として暗号化したデータｅをパーソナルコンピ
ュータ２に伝送する。パーソナルコンピュータ２は、こ
の暗号化データｅをlicense_keyを鍵として復号し、暗
号鍵skと等しい暗号鍵sk'を得る。

Description

【発明の詳細な説明】
【０００１】
【発明の属する技術分野】本発明は、情報処理装置およ
び方法、情報処理システム、並びに提供媒体に関し、特
に、より安全にデータを授受することができるようにし
た、情報処理装置および方法、情報処理システム、並び
に提供媒体に関する。
【０００２】
【従来の技術】最近、ＡＶ機器やパーソナルコンピュー
タなどの電子機器を、例えばIEEE１３９４シリアルバス
を介して相互に接続し、相互の間でデータを授受するこ
とができるようにするシステムが提案されている。
【０００３】このようなシステムにおいて、例えば一般
のユーザが、DVDプレーヤにより再生出力された映画情
報を、１３９４シリアルバスを介してモニタに出力し、
表示させる行為は、一般的に、DVD（ディスク）を購入
した時点において、映画情報の著作権者から許容されて
いるものとされる。しかしながら、DVDプレーヤから再
生された映画情報を、光磁気ディスク、その他の記録媒
体に記録する行為は、著作権者からの特別な許諾が必要
となる。このような場合、例えば、光磁気ディスク装置
に、映画情報を記録することが許可されているか否かを
表すキーを記憶しておき、このキーを利用して、その光
磁気ディスク装置が正当な装置（著作権者からのライセ
ンスを受けた装置）であるか否かを認証するようにし、
正当な装置として認証された場合には、その光磁気ディ
スク装置に映画情報の記録を許容するようにすることが
考えられる。
【０００４】このような場合、映画情報を伝送する側の
装置（以下、このような装置をソース（source）と称す
る）と、伝送を受けた装置（以下、このような装置をシ
ンク（sink）と称する）との間で、相手側の装置が適正
な装置であるか否かを認証する必要がある。
【０００５】図４１は、このような認証を行う従来の方
法を表している。同図に示すように、ソースとシンク
は、それぞれ著作権者から予め所定の関数ｆを受け取
り、それぞれのメモリに記憶しておく。この関数ｆは、
その入力と出力から、その関数ｆを特定するのが困難な
関数であり、また、知らないものが、その関数ｆに対し
て任意の入力を与えた場合に得られる出力を推定するの
が困難な関数とされる。そして、この関数ｆは、著作権
者から許可された装置にのみ与えられ、記憶される。
【０００６】ソースは乱数ｒを発生し、これを１３９４
バスを介してシンクに伝送する。また、ソースは、関数
ｆに対して乱数ｒを適用して、ｘ（＝ｆ（ｒ））を生成
する。
【０００７】一方、シンク側においては、ソース側から
転送されてきた乱数ｒを関数ｆに適用して、ｙ（＝ｆ
（ｒ））を生成する。そして、このｙをソース側に伝送
する。
【０００８】ソース側においては、演算により求めたｘ
と、シンク側から伝送されてきたｙを比較し、両者が一
致するか否か（ｘ＝ｙであるか否か）を判定する。両者
が一致していれば、ソース側は、シンク側を正当な装置
であると認証し、映画情報を所定のキーで暗号化して、
シンク側に伝送する。
【０００９】このキーとしては、シンクが伝送してきた
ｙを関数ｆに適用して生成した値ｋ（＝ｆ（ｙ））が用
いられる。シンク側においても、同様にして、ｙに関数
ｆを適用して、キーｋ（＝ｆ（ｙ））を生成する。そし
て、このキーｋを用いて、ソース側から伝送されてき
た、暗号化されている映画データを復号する。
【００１０】
【発明が解決しようとする課題】しかしながら、このよ
うな方法においては、ソースまたはシンクとして、デー
タを授受するすべての電子機器が、同一の関数ｆを秘密
裡に保持する必要がある。
【００１１】その結果、例えば、不正なユーザによっ
て、１つの電子機器に保持されている関数ｆが盗まれて
しまったような場合、この不正なユーザは、１３９４バ
スを介して授受されるデータを監視することにより、鍵
ｋを生成することができ、暗号化されているデータを解
読することが可能となる。その結果、不正なユーザは、
所望の電子機器になりすまして、不正に情報を盗むこと
が可能となる。
【００１２】本発明はこのような状況に鑑みてなされた
ものであり、暗号または復号に必要な情報が盗まれたと
しても、不正なユーザが、これを用いて所望の電子機器
になりすますことができないようし、より安全性を図る
ようにするものである。
【００１３】
【課題を解決するための手段】請求項１に記載の情報処
理装置は、自分自身に固有の識別データと、他の情報処
理装置から伝送されてきた所定の情報に所定の処理を施
すことに対する許可に対応する第１のキーLKを記憶する
記憶手段と、所定の情報に対して許可された処理を行う
処理手段とを備え、第１のキーLKは、識別データと、所
定の処理を施す情報に対応する第２のキーSVKに基づい
て生成されていることを特徴とする。
【００１４】請求項１２に記載の情報処理方法は、自分
自身に固有の識別データと、他の情報処理装置から伝送
されてきた所定の情報に所定の処理を施すことに対する
許可に対応する第１のキーLKを記憶する記憶ステップ
と、所定の情報に対して許可された処理を行う処理ステ
ップとを備え、第１のキーLKは、識別データと、所定の
処理を施す情報に対応する第２のキーSVKに基づいて生
成されていることを特徴とする。
【００１５】請求項１３に記載の提供媒体は、自分自身
に固有の識別データと、他の情報処理装置から伝送され
てきた所定の情報に所定の処理を施すことに対する許可
に対応する第１のキーLKを記憶する記憶ステップと、所
定の情報に対して許可された処理を行う処理ステップと
を備え、第１のキーLKは、識別データと、所定の処理を
施す情報に対応する第２のキーSVKに基づいて生成され
ているプログラムを提供することを特徴とする。
【００１６】請求項１４に記載の情報処理装置は、他の
情報処理装置に伝送する情報に対応する第１のキーSVK
と、所定の関数を記憶する記憶手段と、他の情報処理装
置から、それに割り当てられている識別データの伝送を
受け、受信する受信手段と、識別データと第１のキーSV
Kに対して関数を適用し、第２のキーLKを生成する第１
の生成手段と、第３のキーSKを生成する第２の生成手段
と、第２のキーLKを用いて、第３のキーSKを暗号化し、
他の情報処理装置に伝送する暗号化手段とを備えること
を特徴とする。
【００１７】請求項１８に記載の情報処理方法は、他の
情報処理装置に伝送する情報に対応する第１のキーSVK
と、所定の関数を記憶する記憶ステップと、他の情報処
理装置から、それに割り当てられている識別データの伝
送を受け、受信する受信ステップと、識別データと第１
のキーSVKに対して関数を適用し、第２のキーLKを生成
する第１の生成ステップと、第３のキーSKを生成する第
２の生成ステップと、第２のキーLKを用いて、第３のキ
ーSKを暗号化し、他の情報処理装置に伝送する暗号化ス
テップとを備えることを特徴とする。
【００１８】請求項１９に記載の提供媒体は、他の情報
処理装置に伝送する情報に対応する第１のキーSVKと、
所定の関数を記憶する記憶ステップと、他の情報処理装
置から、それに割り当てられている識別データの伝送を
受け、受信する受信ステップと、識別データと第１のキ
ーSVKに対して関数を適用し、第２のキーLKを生成する
第１の生成ステップと、第３のキーSKを生成する第２の
生成ステップと、第２のキーLKを用いて、第３のキーSK
を暗号化し、他の情報処理装置に伝送する暗号化ステッ
プとを備えるプログラムを提供することを特徴とする。
【００１９】請求項２０に記載の情報処理システムは、
第１の情報処理装置は、第２の情報処理装置に伝送する
情報に対応する第１のキーSVKと、所定の関数を記憶す
る第１の記憶手段と、第２の情報処理装置から、それに
割り当てられている識別データの伝送を受け、受信する
受信手段と、識別データと第１のキーSVKに対して関数
を適用し、第２のキーLK1を生成する第１の生成手段
と、第３のキーSK1を生成する第２の生成手段と、第２
のキーLK1を用いて、第３のキーSK1を暗号化し、第２の
情報処理装置に伝送する暗号化手段とを備え、第２の情
報処理装置は、自分自身に固有の識別データと、所定の
情報に所定の処理を施すことに対する許可に対応する第
４のキーLK2を記憶する第２の記憶手段と、第４のキーL
K2を用いて、第１の情報処理装置から伝送を受けた、暗
号化されている第３のキーSK1を復号する復号手段とを
備えることを特徴とする。
【００２０】請求項２１に記載の情報処理方法は、第１
の情報処理装置は、第２の情報処理装置に伝送する情報
に対応する第１のキーSVKと、所定の関数を記憶する第
１の記憶ステップと、第２の情報処理装置から、それに
割り当てられている識別データの伝送を受け、受信する
受信ステップと、識別データと第１のキーSVKに対して
関数を適用し、第２のキーLK1を生成する第１の生成ス
テップと、第３のキーSK1を生成する第２の生成ステッ
プと、第２のキーLK1を用いて、第３のキーSK1を暗号化
し、第２の情報処理装置に伝送する暗号化ステップとを
備え、第２の情報処理装置は、自分自身に固有の識別デ
ータと、所定の情報に所定の処理を施すことに対する許
可に対応する第４のキーLK2を記憶する記憶ステップ
と、第４のキーLK2を用いて、第１の情報処理装置から
伝送を受けた、暗号化されている第３のキーSK1を復号
する復号ステップとを備えることを特徴とする。
【００２１】請求項２２に記載の提供媒体は、第１のプ
ログラムは、第２の情報処理装置に伝送する情報に対応
する第１のキーSVKと、所定の関数を記憶する第１の記
憶ステップと、第２の情報処理装置から、それに割り当
てられている識別データの伝送を受け、受信する受信ス
テップと、識別データと第１のキーSVKに対して関数を
適用し、第２のキーLK1を生成する第１の生成ステップ
と、第３のキーSK1を生成する第２の生成ステップと、
第２のキーLK1を用いて、第３のキーSK1を暗号化し、第
２の情報処理装置に伝送する暗号化ステップとを備え、
第２のプログラムは、自分自身に固有の識別データと、
所定の情報に所定の処理を施すことに対する許可に対応
する第４のキーLK2を記憶する記憶ステップと、第４の
キーLK2を用いて、第１の情報処理装置から伝送を受け
た、暗号化されている第３のキーSK1を復号する復号ス
テップとを備えることを特徴とする。
【００２２】請求項２３に記載の情報処理装置は、第１
のキーLk、第２のキーLk'、および所定の関数Ｇを記憶
する記憶手段と、他の情報処理装置から伝送されてきた
所定の情報に対して許可された処理を行う処理手段とを
備え、第２のキーLK'は、第１のキーLKと、関数Ｇの逆
関数Ｇ^-1に基づいて生成されていることを特徴とす
る。
【００２３】請求項２７に記載の情報処理方法は、第１
のキーLk、第２のキーLk'、および所定の関数Ｇを記憶
する記憶ステップと、他の情報処理装置から伝送されて
きた所定の情報に対して許可された処理を行う処理ステ
ップとを備え、第２のキーLK'は、第１のキーLKと、関
数Ｇの逆関数Ｇ^-1に基づいて生成されていることを特
徴とする。
【００２４】請求項２８に記載の提供媒体は、第１のキ
ーLk、第２のキーLk'、および所定の関数Ｇを記憶する
記憶ステップと、他の情報処理装置から伝送されてきた
所定の情報に対して許可された処理を行う処理ステップ
とを備え、第２のキーLK'は、第１のキーLKと、関数Ｇ
の逆関数Ｇ^-1に基づいて生成されているプログラムを
提供することを特徴とする。
【００２５】請求項２９に記載の情報処理装置は、他の
情報処理装置に伝送する情報に対応する第１のキーSVK
と、所定の関数を記憶する記憶手段と、他の情報処理装
置から、それに割り当てられている識別データの伝送を
受け、受信する受信手段と、第２のキーSKを生成する生
成手段と、擬似乱数を発生する擬似乱数発生手段と、識
別データと第１のキーSVKに対して関数を適用して得ら
れるデータＨを、擬似乱数発生手段に適用して得られる
疑似乱数pRNG(H)を用いて、第２のキーSKを暗号化し、
他の情報処理装置に伝送する暗号化手段とを備えること
を特徴とする。
【００２６】請求項３０に記載の情報処理方法は、他の
情報処理装置に伝送する情報に対応する第１のキーSVK
と、所定の関数を記憶する記憶ステップと、他の情報処
理装置から、それに割り当てられている識別データの伝
送を受け、受信する受信ステップと、第２のキーSKを生
成する生成ステップと、擬似乱数を発生する擬似乱数発
生ステップと、識別データと第１のキーSVKに対して関
数を適用して得られるデータＨを、擬似乱数発生ステッ
プに適用して得られる疑似乱数pRNG(H)を用いて、第２
のキーSKを暗号化し、他の情報処理装置に伝送する暗号
化ステップとを備えることを特徴とする。
【００２７】請求項３１に記載の提供媒体は、他の情報
処理装置に伝送する情報に対応する第１のキーSVKと、
所定の関数を記憶する記憶ステップと、他の情報処理装
置から、それに割り当てられている識別データの伝送を
受け、受信する受信ステップと、第２のキーSKを生成す
る生成ステップと、擬似乱数を発生する擬似乱数発生ス
テップと、識別データと第１のキーSVKに対して関数を
適用して得られるデータＨを、擬似乱数発生ステップに
適用して得られる疑似乱数pRNG(H)を用いて、第２のキ
ーSKを暗号化し、他の情報処理装置に伝送する暗号化ス
テップとを備えるプログラムを提供することを特徴とす
る。
【００２８】請求項３２に記載の情報処理システムは、
第１の情報処理装置は、第２の情報処理装置に伝送する
情報に対応する第１のキーSVKと、第１の関数hを記憶す
る第１の記憶手段と、第２の情報処理装置から、それに
割り当てられている識別データの伝送を受け、受信する
受信手段と、第２のキーSKを生成する生成手段と、擬似
乱数を発生する擬似乱数発生手段と、識別データと第１
のキーSVKに対して関数hを適用して得られるデータＨ
を、擬似乱数発生手段に適用して得られる疑似乱数pRNG
(H)を用いて、第２のキーSKを暗号化し、第２の情報処
理装置に伝送する暗号化手段とを備え、第２の情報処理
装置は、第３のキーLk、第４のキーLk'、および所定の
関数Ｇを記憶する第２の記憶手段と、第１の情報処理装
置から伝送されてきた所定の情報に対して許可された処
理を行う処理手段とを備え、第４のキーLK'は、第３の
キーLKと、関数Ｇの逆関数Ｇ^-1に基づいて生成されて
いることを特徴とする。
【００２９】請求項３３に記載の情報処理方法は、第１
の情報処理装置は、第２の情報処理装置に伝送する情報
に対応する第１のキーSVKと、所定の関数hを記憶する第
１の記憶ステップと、第２の情報処理装置から、それに
割り当てられている識別データの伝送を受け、受信する
受信ステップと、第２のキーSKを生成する生成ステップ
と、擬似乱数を発生する擬似乱数発生ステップと、識別
データと第１のキーSVKに対して関数hを適用して得られ
るデータＨを、擬似乱数発生ステップに適用して得られ
る疑似乱数pRNG(H)を用いて、第２のキーSKを暗号化
し、第２の情報処理装置に伝送する暗号化ステップとを
備え、第２の情報処理装置は、第３のキーLk、第４のキ
ーLk'、および所定の関数Ｇを記憶する第２の記憶ステ
ップと、第１の情報処理装置から伝送されてきた所定の
情報に対して許可された処理を行う処理ステップとを備
え、第４のキーLK'は、第３のキーLKと、関数Ｇの逆関
数Ｇ^-1に基づいて生成されていることを特徴とする。
【００３０】請求項３４に記載の提供媒体は、第１のプ
ログラムは、第２の情報処理装置に伝送する情報に対応
する第１のキーSVKと、所定の関数hを記憶する第１の記
憶ステップと、第２の情報処理装置から、それに割り当
てられている識別データの伝送を受け、受信する受信ス
テップと、第２のキーSKを生成する生成ステップと、擬
似乱数を発生する擬似乱数発生ステップと、識別データ
と第１のキーSVKに対して関数hを適用して得られるデー
タＨを、擬似乱数発生ステップに適用して得られる疑似
乱数pRNG(H)を用いて、第２のキーSKを暗号化し、第２
の情報処理装置に伝送する暗号化ステップとを備え、第
２のプログラムは、第３のキーLk、第４のキーLk'、お
よび所定の関数Ｇを記憶する第２の記憶ステップと、第
１の情報処理装置から伝送されてきた所定の情報に対し
て許可された処理を行う処理ステップとを備え、第４の
キーLK'は、第３のキーLKと、関数Ｇの逆関数Ｇ^-1に基
づいて生成されていることを特徴とする。
【００３１】請求項１に記載の情報処理装置、請求項１
２に記載の情報処理方法、および請求項１３に記載の提
供媒体においては、第１のキーLKが、識別データと、所
定の処理を施す情報に対応する第２のキーSVKに基づい
て生成されている。
【００３２】請求項１４に記載の情報処理装置、請求項
１８に記載の情報処理方法、および請求項１９に記載の
提供媒体においては、第１のキーSVKと、所定の関数が
記憶されている。他の情報処理装置から、伝送されてき
た識別データと第１のキーSVKに対して関数を適用し
て、第２のキーLKが生成される。さらに、第３のキーＳ
Ｋが生成され、第２のキーＬＫを用いて、第３のキーSK
が暗号化され、他の情報処理装置に伝送される。
【００３３】請求項２０に記載の情報処理システム、請
求項２１に記載の情報処理方法、および請求項２２に記
載の提供媒体においては、第１の情報処理装置が、第２
の情報処理装置に伝送する情報に対応する第１のキーSV
Kと、所定の関数を記憶し、第２の情報処理装置から、
伝送されてきた、識別データと第１のキーSVKに対して
関数を適用して、第２のキーLK1を生成する。また、第
３のキーSK1を生成し、これを第２のキーLK1を用いて暗
号化し、第２の情報処理装置に伝送する。第２の情報処
理装置においては、自分自身に固有の識別データと、所
定の情報に所定の処理を施すことに対する許可に対応す
る第４のキーLK2が記憶されている。第４のキーLK2を用
いて、第１の情報処理装置から伝送を受けた、暗号化さ
れている第３のキーSK1が復号される。
【００３４】請求項２３に記載の情報処理装置、請求項
２７に記載の情報処理方法、および請求項２８に記載の
提供媒体においては、第１のキーLk、第２のキーLk'、
および所定の関数Ｇが記憶されており、第２のキーLK'
は、第１のキーLKと、関数Ｇの逆関数Ｇ^-1に基づいて
生成される。
【００３５】請求項２９に記載の情報処理装置、請求項
３０に記載の情報処理方法、および請求項３１に記載の
提供媒体においては、他の情報処理装置から伝送されて
きた識別データと、第１のキーSVKに対して関数を適用
して得られるデータＨから発生された疑似乱数pRNG(H)
を用いて、第２のキーSKが暗号化され、他の情報処理装
置に伝送される。
【００３６】請求項３２に記載の情報処理システム、請
求項３３に記載の情報処理方法、および請求項３４に記
載の提供媒体においては、第１の情報処理装置におい
て、第２の情報処理装置の識別データと、第１のキーSV
Kに対して関数hを適用して得られるデータＨから発生さ
れた疑似乱数pRNG(H)を用いて、第２のキーSKが暗号化
され、第２の情報処理装置に伝送される。第２の情報処
理装置においては、第３のキーLk、第４のキーLk'、お
よび所定の関数Ｇが記憶され、第４のキーLK'は、第３
のキーLKと、関数Ｇの逆関数Ｇ^-1に基づいて生成され
る。
【００３７】
【発明の実施の形態】以下に本発明の実施の形態を説明
するが、特許請求の範囲に記載の発明の各手段と以下の
実施の形態との対応関係を明らかにするために、各手段
の後の括弧内に、対応する実施の形態（但し一例）を付
加して本発明の特徴を記述すると、次のようになる。但
し勿論この記載は、各手段を記載したものに限定するこ
とを意味するものではない。
【００３８】請求項１に記載の情報処理装置は、自分自
身に固有の識別データと、他の情報処理装置から伝送さ
れてきた所定の情報に所定の処理を施すことに対する許
可に対応する第１のキーLK（例えば、license_key）を
記憶する記憶手段（例えば、図２のEEPROM５０）と、所
定の情報に対して許可された処理を行う処理手段（例え
ば、図２のCPU４１）とを備え、第１のキーLKは、識別
データ（例えば、ID）と、所定の処理を施す情報に対応
する第２のキーSVK（例えば、service_key）に基づいて
生成されていることを特徴とする。
【００３９】請求項２に記載の情報処理装置は、第１の
キーLKを用いて、他の情報処理装置から伝送されてきた
暗号化されている第３のキーSK（例えば、暗号鍵sk）を
復号するキー復号手段（例えば、図４のステップＳ１
０）をさらに備えることを特徴とする。
【００４０】請求項３に記載の情報処理装置は、第３の
キーSKを用いて、他の情報処理装置から伝送されてくる
暗号化されている情報を復号する情報復号手段（例え
ば、図２のCPU４１）をさらに備えることを特徴とす
る。
【００４１】請求項４に記載の情報処理装置は、第３の
キーSKは、１つのセッションにおいて不変の第４のキー
SS（例えば、初期値キーSs）と、セッション内において
変更される第５のキーSi（例えば、攪乱キーSi）とによ
り構成されていることを特徴とする。
【００４２】請求項５に記載の情報処理装置は、伝送さ
れてきた情報を復号する乱数を発生する乱数発生手段
（例えば、図２８の乱数発生器９１４）と、第４のキー
SS、または乱数発生手段により発生された乱数で復号さ
れた情報を用いて、乱数発生手段が乱数を発生するとき
の初期値を演算する演算手段（例えば、図２８の演算回
路９１３）とをさらに備えることを特徴とする。
【００４３】請求項９に記載の情報処理装置は、他の情
報処理装置から識別データの伝送の要求があったとき、
識別データを他の情報処理装置に伝送する伝送手段（例
えば、図４のステップＳ３）をさらに備えることを特徴
とする。
【００４４】請求項１０に記載の情報処理装置は、第１
のキーLKを、所定の関数を用いて更新する更新手段（例
えば、図２６のステップＳ１６７）をさらに備えること
を特徴とする。
【００４５】請求項１１に記載の情報処理装置は、他の
情報処理装置から伝送されてきた、暗号化されている情
報を第３のキーSKを用いて復号した結果に対応して、第
１のキーLKを更新する更新手段（例えば、図２７のステ
ップＳ１７０）をさらに備えることを特徴とする。
【００４６】請求項１２に記載の情報処理方法は、自分
自身に固有の識別データ（例えば、ID）と、他の情報処
理装置から伝送されてきた所定の情報に所定の処理を施
すことに対する許可に対応する第１のキーLK（例えば、
license_key）を記憶する記憶ステップ（例えば、図４
のEEPROM５０）と、所定の情報に対して許可された処理
を行う処理ステップとを備え、第１のキーLKは、識別デ
ータと、所定の処理を施す情報に対応する第２のキーSV
K（例えば、service_key）に基づいて生成されているこ
とを特徴とする。
【００４７】請求項１４に記載の情報処理装置は、他の
情報処理装置に伝送する情報に対応する第１のキーSVK
（例えば、service_key）と、所定の関数（例えば、has
h関数）を記憶する記憶手段（例えば、図２のEEPROM２
７）と、他の情報処理装置から、それに割り当てられて
いる識別データの伝送を受け、受信する受信手段（例え
ば、図４のステップＳ４）と、識別データと第１のキー
SVKに対して関数を適用し、第２のキーLK（例えば、鍵l
k）を生成する第１の生成手段（例えば、図４のステッ
プＳ５）と、第３のキーSK（例えば、暗号鍵sk）を生成
する第２の生成手段（例えば、図４のステップＳ６）
と、第２のキーLKを用いて、第３のキーSKを暗号化し、
他の情報処理装置に伝送する暗号化手段（例えば、図４
のステップＳ７，Ｓ８）とを備えることを特徴とする。
【００４８】請求項１８に記載の情報処理方法は、他の
情報処理装置に伝送する情報に対応する第１のキーSVK
（例えば、service_key）と、所定の関数（例えば、has
h関数）を記憶する記憶ステップ（例えば、図２のEEPRO
M２７）と、他の情報処理装置から、それに割り当てら
れている識別データの（例えば、ID）伝送を受け、受信
する受信ステップ（例えば、図４のステップＳ４）と、
識別データと第１のキーSVKに対して関数を適用し、第
２のキーLK（例えば、鍵lk）を生成する第１の生成ステ
ップ（例えば、図４のステップＳ５）と、第３のキーSK
（例えば、暗号鍵sk）を生成する第２の生成ステップ
（例えば、図４のステップＳ６）と、第２のキーLKを用
いて、第３のキーSKを暗号化し、他の情報処理装置に伝
送する暗号化ステップ（例えば、図４のステップＳ７，
Ｓ８）とを備えることを特徴とする。
【００４９】請求項２０に記載の情報処理システムは、
第１の情報処理装置（例えば、図４のソース）は、第２
の情報処理装置（例えば、図４のシンク）に伝送する情
報に対応する第１のキーSVK（例えば、service_key）
と、所定の関数（例えば、hash関数）を記憶する第１の
記憶手段（例えば、図２のEEPROM２７）と、第２の情報
処理装置から、それに割り当てられている識別データ
（例えば、ID）の伝送を受け、受信する受信手段（例え
ば、図４のステップＳ４）と、識別データと第１のキー
SVKに対して関数を適用し、第２のキーLK1（例えば、鍵
lk）を生成する第１の生成手段（例えば、図４のステッ
プＳ５）と、第３のキーSK1（例えば、暗号鍵sk）を生
成する第２の生成手段（例えば、図４のステップＳ６）
と、第２のキーLK1を用いて、第３のキーSK1を暗号化
し、第２の情報処理装置に伝送する暗号化手段（例え
ば、図４のステップＳ７，Ｓ８）とを備え、第２の情報
処理装置は、自分自身に固有の識別データと、所定の情
報に所定の処理を施すことに対する許可に対応する第４
のキーLK2（例えば、license_key）を記憶する第２の記
憶手段（例えば、図２のEEPROM５０）と、第４のキーLK
2を用いて、第１の情報処理装置から伝送を受けた、暗
号化されている第３のキーSK1を復号する復号手段（例
えば、図４のステップＳ１０）とを備えることを特徴と
する。
【００５０】請求項２１に記載の情報処理方法は、第１
の情報処理装置（例えば、図４のソース）は、第２の情
報処理装置（例えば、図４のシンク）に伝送する情報に
対応する第１のキーSVK（例えば、service_key）と、所
定の関数（例えば、hash関数）を記憶する第１の記憶ス
テップ（例えば、図２のEEPROM２７）と、第２の情報処
理装置から、それに割り当てられている識別データ（例
えば、ID）の伝送を受け、受信する受信ステップ（例え
ば、図４のステップＳ４）と、識別データと第１のキー
SVKに対して関数を適用し、第２のキーLK1（例えば、鍵
lk）を生成する第１の生成ステップ（例えば、図４のス
テップＳ５）と、第３のキーSK1（例えば、暗号鍵sk）
を生成する第２の生成ステップ（例えば、図４のステッ
プＳ６）と、第２のキーLK1を用いて、第３のキーSK1を
暗号化し、第２の情報処理装置に伝送する暗号化ステッ
プ（例えば、図４のステップＳ７）とを備え、第２の情
報処理装置は、自分自身に固有の識別データと、所定の
情報に所定の処理を施すことに対する許可に対応する第
４のキーLK2（例えば、license_key）を記憶する記憶ス
テップ（例えば、図２のEEPROM５０）と、 第４のキーL
K2を用いて、第１の情報処理装置から伝送を受けた、暗
号化されている第３のキーSK1を復号する復号ステップ
（例えば、図４のステップＳ１０）とを備えることを特
徴とする。
【００５１】請求項２３に記載の情報処理装置は、第１
のキーLk（例えば、図９のLK）、第２のキーLk'（例え
ば、図９のLK'）、および所定の関数Ｇ（例えば、図９
の関数Ｇ）を記憶する記憶手段（例えば、図９のEEPROM
５０）と、他の情報処理装置から伝送されてきた所定の
情報に対して許可された処理を行う処理手段（例えば、
図２のCPU４１）とを備え、第２のキーLK'は、第１のキ
ーLKと、関数Ｇの逆関数Ｇ^-1に基づいて生成されてい
ることを特徴とする。
【００５２】請求項２４に記載の情報処理装置は、擬似
乱数を発生する擬似乱数発生手段（例えば、図９のpRN
G）をさらに備え、記憶手段は、自分自身に固有の識別
データをさらに記憶することを特徴とする。
【００５３】請求項２６に記載の情報処理装置は、他の
情報処理装置から伝送されてきた、擬似乱数pRNG(H)を
用いて暗号化されている第４のキーSKを、第２のキーL
K'を関数Ｇに適用して得られるデータＧ(LK')と、擬似
乱数pRNG(LK)を用いて復号するキー復号手段（例えば、
図９のステップＳ１１０）をさらに備えることを特徴と
する。
【００５４】請求項２７に記載の情報処理方法は、第１
のキーLk（例えば、図９のLK）、第２のキーLk'（例え
ば、図９のLK'）、および所定の関数Ｇ（例えば、図９
の関数Ｇ）を記憶する記憶ステップ（例えば、図９のEE
PROM５０）と、他の情報処理装置から伝送されてきた所
定の情報に対して許可された処理を行う処理ステップ
（例えば、図２のCPU４１）とを備え、第２のキーLK'
は、第１のキーLKと、関数Ｇの逆関数Ｇ^-1に基づいて
生成されていることを特徴とする。
【００５５】請求項２９に記載の情報処理装置は、他の
情報処理装置に伝送する情報に対応する第１のキーSVK
（例えば、図９のservice_key）と、所定の関数（例え
ば、hash関数）を記憶する記憶手段（例えば、図９のEE
PROM２７）と、他の情報処理装置から、それに割り当て
られている識別データ（例えば、ID）の伝送を受け、受
信する受信手段（例えば、図９のステップＳ１０４）
と、第２のキーSK（例えば、図９のsk）を生成する生成
手段（例えば、図９のステップＳ１０６）と、擬似乱数
を発生する擬似乱数発生手段（例えば、図９のpRNG）
と、識別データと第１のキーSVKに対して関数を適用し
て得られるデータＨを、擬似乱数発生手段に適用して得
られる疑似乱数pRNG(H)を用いて、第２のキーSKを暗号
化し、他の情報処理装置に伝送する暗号化手段（例え
ば、図９のステップＳ１０７，１０８）とを備えること
を特徴とする。
【００５６】請求項３０に記載の情報処理方法は、他の
情報処理装置に伝送する情報に対応する第１のキーSVK
（例えば、図９のservice_key）と、所定の関数（例え
ば、hash関数）を記憶する記憶ステップ（例えば、図９
のEEPROM２７）と、他の情報処理装置から、それに割り
当てられている識別データ（例えば、ID）の伝送を受
け、受信する受信ステップ（例えば、図９のステップＳ
１０４）と、第２のキーSK（例えば、図９のsk）を生成
する生成ステップ（例えば、図９のステップＳ１０６）
と、擬似乱数を発生する擬似乱数発生ステップ（例え
ば、図９のpRNG）と、識別データと第１のキーSVKに対
して関数を適用して得られるデータＨを、擬似乱数発生
ステップに適用して得られる疑似乱数pRNG(H)を用い
て、第２のキーSKを暗号化し、他の情報処理装置に伝送
する暗号化ステップ（例えば、図９のステップＳ１０
７，１０８）とを備えることを特徴とする。
【００５７】請求項３２に記載の情報処理システムは、
第１の情報処理装置（例えば、図９のソース）が、第２
の情報処理装置（例えば、図９のシンク）に伝送する情
報に対応する第１のキーSVK（例えば、図９のservice_k
ey）と、第１の関数h（例えば、hash関数）を記憶する
第１の記憶手段（例えば、図９のEEPROM２７）と、第２
の情報処理装置から、それに割り当てられている識別デ
ータ（例えば、ID）の伝送を受け、受信する受信手段
（例えば、図９のステップＳ１０４）と、第２のキーSK
（例えば、図９のsk）を生成する生成手段（例えば、図
９のステップＳ１０６）と、擬似乱数を発生する擬似乱
数発生手段（例えば、図９のpRNG）と、識別データと第
１のキーSVKに対して関数hを適用して得られるデータＨ
を、擬似乱数発生手段に適用して得られる疑似乱数pRNG
(H)を用いて、第２のキーSKを暗号化し、第２の情報処
理装置に伝送する暗号化手段（例えば、図９のステップ
Ｓ１０７，１０８）とを備え、第２の情報処理装置が、
第３のキーLk（例えば、図９のLK）、第４のキーLk'
（例えば、図９のLk'）、および所定の関数Ｇ（例え
ば、図９の関数Ｇ）を記憶する第２の記憶手段（例え
ば、図９のEEPROM５０）と、第１の情報処理装置から伝
送されてきた所定の情報に対して許可された処理を行う
処理手段（例えば、図２のCPU４１）とを備え、第４の
キーLK'は、第３のキーLKと、関数Ｇの逆関数Ｇ^-1に基
づいて生成されていることを特徴とする。
【００５８】請求項３３に記載の情報処理方法は、第１
の情報処理装置（例えば、図９のソース）が、第２の情
報処理装置（例えば、図９のシンク）に伝送する情報に
対応する第１のキーSVK（例えば、図９のservice_key）
と、所定の関数h（例えば、hash関数）を記憶する第１
の記憶ステップ（例えば、図９のEEPROM２７）と、第２
の情報処理装置から、それに割り当てられている識別デ
ータ（例えば、ID）の伝送を受け、受信する受信ステッ
プ（例えば、図９のステップＳ１０４）と、第２のキー
SK（例えば、図９のsk）を生成する生成ステップ（例え
ば、図９のステップＳ１０６）と、擬似乱数を発生する
擬似乱数発生ステップ（例えば、図９のpRNG）と、識別
データと第１のキーSVKに対して関数hを適用して得られ
るデータＨを、擬似乱数発生ステップに適用して得られ
る疑似乱数pRNG(H)を用いて、第２のキーSKを暗号化
し、第２の情報処理装置に伝送する暗号化ステップ（例
えば、図９のステップＳ１０７，１０８）とを備え、第
２の情報処理装置が、第３のキーLk（例えば、図９のL
K）、第４のキーLk'（例えば、図９のLk'）、および所
定の関数Ｇ（例えば、図９の関数Ｇ）を記憶する第２の
記憶ステップ（例えば、図９のEEPROM５０）と、第１の
情報処理装置から伝送されてきた所定の情報に対して許
可された処理を行う処理ステップ（例えば、図２のCPU
４１）とを備え、第４のキーLK'は、第３のキーLKと、
関数Ｇの逆関数Ｇ^-1に基づいて生成されていることを
特徴とする。
【００５９】図１は、本発明を適用した情報処理システ
ムの構成例を表している。この構成例においては、IEEE
１３９４シリアルバス１１を介してDVDプレーヤ１、パ
ーソナルコンピュータ２、光磁気ディスク装置３、デー
タ放送受信装置４、モニタ５、テレビジョン受像機６が
相互に接続されている。
【００６０】図２は、この内のDVDプレーヤ１、パーソ
ナルコンピュータ２、および光磁気ディスク装置３の内
部のより詳細な構成例を表している。DVDプレーヤ１
は、１３９４インタフェース２６を介して、１３９４バ
ス１１に接続されている。CPU２１は、ROM２２に記憶さ
れているプログラムに従って各種の処理を実行し、RAM
２３は、CPU２１が各種の処理を実行する上において必
要なデータやプログラムなどを適宜記憶する。操作部２
４は、ボタン、スイッチ、リモートコントローラなどに
より構成され、ユーザにより操作されたとき、その操作
に対応する信号を出力する。ドライブ２５は、図示せぬ
DVD（ディスク）を駆動し、そこに記録されているデー
タを再生するようになされている。EEPROM２７は、装置
の電源オフ後も記憶する必要のある情報（この実施の形
態の場合、鍵情報）を記憶するようになされている。内
部バス２８は、これらの各部を相互に接続している。
【００６１】光磁気ディスク装置３は、CPU３１乃至内
部バス３８を有している。これらは、上述したDVDプレ
ーヤ１におけるCPU２１乃至内部バス２８と同様の機能
を有するものであり、その説明は省略する。ただし、ド
ライブ３５は、図示せぬ光磁気ディスクを駆動し、そこ
にデータを記録または再生するようになされている。
【００６２】パーソナルコンピュータ２は、１３９４イ
ンタフェース４９を介して１３９４バス１１に接続され
ている。CPU４１は、ROM４２に記憶されているプログラ
ムに従って各種の処理を実行する。RAM４３には、CPU４
１が各種の処理を実行する上において必要なデータやプ
ログラムなどが適宜記憶される。入出力インタフェース
４４には、キーボード４５とマウス４６が接続されてお
り、それらから入力された信号をCPU４１に出力するよ
うになされている。また、入出力インタフェース４４に
は、ハードディスク（HDD）４７が接続されており、そ
こにデータ、プログラムなどを記録再生することができ
るようになされている。入出力インタフェース４４には
また、拡張ボード４８を適宜装着し、必要な機能を付加
することができるようになされている。EEPROM５０に
は、電源オフ後も保持する必要のある情報（この実施の
形態の場合、各種の鍵情報）が記憶されるようになされ
ている。例えば、PCI(Peripheral Component Interconn
ect)、ローカルバスなどにより構成される内部バス５１
は、これらの各部を相互に接続するようになされてい
る。
【００６３】なお、この内部バス５１は、ユーザに対し
て解放されており、ユーザは、拡張ボード４８に所定の
ボードを適宜接続したり、所定のソフトウェアプログラ
ムを作成して、CPU４１にインストールすることで、内
部バス５１により伝送されるデータを適宜受信すること
ができるようになされている。
【００６４】これに対して、DVDプレーヤ１や光磁気デ
ィスク装置３などのコンシューマエレクトロニクス（C
E）装置においては、内部バス２８や内部バス３８は、
ユーザに解放されておらず、特殊な改造などを行わない
限り、そこに伝送されるデータを取得することができな
いようになされている。
【００６５】次に、所定のソースとシンクとの間で行わ
れる認証の処理について説明する。この認証の処理は、
図３に示すように、ソースとしての、例えばDVDプレー
ヤ１のROM２２に予め記憶されているソフトウェアプロ
グラムの１つとしてのファームウェア２０と、シンクと
しての、例えばパーソナルコンピュータ２のROM４２に
記憶されており、CPU４１が処理するソフトウェアプロ
グラムの１つとしてのライセンスマネージャ６２との間
において行われる。
【００６６】図４は、ソース（DVDプレーヤ１）と、シ
ンク（パーソナルコンピュータ２）との間において行わ
れる認証の手順を示している。DVDプレーヤ１のEEPROM
２７には、サービスキー（service_key）と関数（has
h）が予め記憶されている。これらはいずれも著作権者
から、このDVDプレーヤ１のユーザに与えられたもので
あり、各ユーザは、EEPROM２７に、これを秘密裡に保管
しておくものである。
【００６７】サービスキーは、著作権者が提供する情報
毎に与えられるものであり、この１３９４バス１１で構
成されるシステムにおいて、共通のものである。なお、
本明細書において、システムとは、複数の装置で構成さ
れる全体的な装置を示すものとする。
【００６８】hash関数は、任意長の入力に対して、６４
ビットまたは１２８ビットなどの固定長のデータを出力
する関数であり、ｙ（＝hash（ｘ））を与えられたと
き、ｘを求めることが困難であり、かつ、hash（ｘ１）
＝hash（ｘ２）となるｘ１と、ｘ２の組を求めることも
困難となる関数である。１方向hash関数の代表的なもの
として、MD５やSHAなどが知られている。この１方向has
h関数については、BruceSchneier著の「Applied Crypto
graphy(Second Edition),Wiley」に詳しく解説されてい
る。
【００６９】一方、シンクとしての例えばパーソナルコ
ンピュータ２は、著作権者から与えられた、自分自身に
固有の識別番号（ID）とライセンスキー（license_ke
y）をEEPROM５０に秘密裡に保持している。このライセ
ンスキーは、ｎビットのIDとｍビットのサービスキーを
連結して得たｎ＋ｍビットのデータ（ID || service_ke
y）に対して、hash関数を適用して得られる値である。
すなわち、ライセンスキーは次式で表される。 licence_key=hash(ID || service_key)
【００７０】IDとしては、例えば１３９４バス１１の規
格に定められているnode_unique_IDを用いることができ
る。このnode_unique_IDは、図５に示すように、８バイ
ト（６４ビット）で構成され、最初の３バイトは、IEEE
で管理され、電子機器の各メーカーにIEEEから付与され
る。また、下位５バイトは、各メーカーが、自分自身が
ユーザに提供する各装置に対して付与することができる
ものである。各メーカーは、例えば下位５バイトに対し
てシリアルに、１台に１個の番号を割り当てるように
し、５バイト分を全部使用した場合には、上位３バイト
がさらに別の番号となっているnode_unique_IDの付与を
受け、そして、その下位５バイトについて１台に１個の
番号を割り当てるようにする。従って、このnode_uniqu
e_IDは、メーカーに拘らず、１台毎に異なるものとな
り、各装置に固有のものとなる。
【００７１】ステップＳ１において、DVDプレーヤ１の
ファームウェア２０は、１３９４インタフェース２６を
制御し、１３９４バス１１を介してパーソナルコンピュ
ータ２に対してIDを要求する。パーソナルコンピュータ
２のライセンスマネージャ６２は、ステップＳ２におい
て、このIDの要求を受信する。すなわち、１３９４イン
タフェース４９は、１３９４バス１１を介してDVDプレ
ーヤ１から伝送されてきたID要求の信号を受信すると、
これをCPU４１に出力する。CPU４１のライセンスマネー
ジャ６２は、このID要求を受けたとき、ステップＳ３に
おいてEEPROM５０に記憶されているIDを読み出し、これ
を１３９４インタフェース４９を介して１３９４バス１
１からDVDプレーヤ１に伝送する。
【００７２】DVDプレーヤ１においては、ステップＳ４
で１３９４インタフェース２６が、このIDを受け取る
と、このIDがCPU２１で動作しているファームウェア２
０に供給される。
【００７３】ファームウェア２０は、ステップＳ５にお
いて、パーソナルコンピュータ２から伝送を受けたID
と、EEPROM２７に記憶されているサービスキーを連結し
て、連結データ（ID || service_key）を生成し、この
データに対して、次式に示すようにhash関数を適用し
て、キーlkを生成する。 lk＝hash（ID || service_key）
【００７４】次に、ステップＳ６において、ファームウ
ェア２０は、暗号鍵skを生成する。この暗号鍵skの詳細
については後述するが、この暗号鍵skは、セッションキ
ーとしてDVDプレーヤ１とパーソナルコンピュータ２の
それぞれにおいて利用される。
【００７５】次に、ステップＳ７において、ファームウ
ェア２０は、ステップＳ５で生成した鍵lkを鍵として、
ステップＳ６で生成した暗号鍵skを暗号化して、暗号化
データ（暗号化鍵）ｅを得る。すなわち、次式を演算す
る。 ｅ＝Enc（lk， sk）
【００７６】なお、Enc（Ａ，Ｂ）は、共通鍵暗号方式
で、鍵Ａを用いて、データＢを暗号化することを意味す
る。
【００７７】次に、ステップＳ８で、ファームウェア２
０は、ステップＳ７で生成した暗号化データｅをパーソ
ナルコンピュータ２に伝送する。すなわち、この暗号化
データｅは、DVDプレーヤ１の１３９４インタフェース
２６から１３９４バス１１を介してパーソナルコンピュ
ータ２に伝送される。パーソナルコンピュータ２におい
ては、ステップＳ９で、この暗号化データｅを１３９４
インタフェース４９を介して受信する。ライセンスマネ
ージャ６２は、このようにして受信した暗号化データｅ
をEEPROM５０に記憶されているライセンスキーを鍵とし
て、次式に示すように復号し、復号鍵sk'を生成する。 sk'＝Dec（license_key，ｅ）
【００７８】なお、ここで、Dec（Ａ，Ｂ）は、共通鍵
暗号方式で鍵Ａを用いて、データＢを復号することを意
味する。
【００７９】なお、この共通鍵暗号方式における暗号化
のアルゴリズムとしては、ＤＥＳが知られている。共通
鍵暗号化方式についても、上述した、Applied Cryptogr
aphy(Second Edition)に詳しく解説されている。
【００８０】DVDプレーヤ１において、ステップＳ５で
生成するキーlkは、パーソナルコンピュータ２のEEPROM
５０に記憶されている（license_key）と同一の値とな
る。すなわち、次式が成立する。 lk＝license_key
【００８１】従って、パーソナルコンピュータ２におい
て、ステップＳ１０で復号して得たキーsk'は、DVDプレ
ーヤ１において、ステップＳ６で生成した暗号鍵skと同
一の値となる。すなわち、次式が成立する。 sk'＝sk
【００８２】このように、DVDプレーヤ１（ソース）と
パーソナルコンピュータ２（シンク）の両方において、
同一の鍵sk，sk'を共有することができる。そこで、こ
の鍵skをそのまま暗号鍵として用いるか、あるいは、こ
れを基にして、それぞれが疑似乱数を作り出し、それを
暗号鍵として用いることができる。
【００８３】ライセンスキーは、上述したように、各装
置に固有のIDと、提供する情報に対応するサービスキー
に基づいて生成されているので、他の装置がskまたはs
k'を生成することはできない。また、著作権者から認め
られていない装置は、ライセンスキーを有していないの
で、skあるいはsk'を生成することができない。従っ
て、その後DVDプレーヤ１が暗号鍵skを用いて再生デー
タを暗号化してパーソナルコンピュータ２に伝送した場
合、パーソナルコンピュータ２が適正にライセンスキー
を得たものである場合には、暗号鍵sk'を有しているの
で、DVDプレーヤ１より伝送されてきた、暗号化されて
いる再生データを復号することができる。しかしなが
ら、パーソナルコンピュータ２が適正なものでない場
合、暗号鍵sk'を有していないので、伝送されてきた暗
号化されている再生データを復号することができない。
換言すれば、適正な装置だけが共通の暗号鍵sk，sk'を
生成することができるので、結果的に、認証が行われる
ことになる。
【００８４】仮に１台のパーソナルコンピュータ２のラ
イセンスキーが盗まれたとしても、IDが１台１台異なる
ので、そのライセンスキーを用いて、他の装置がDVDプ
レーヤ１から伝送されてきた暗号化されているデータを
復号することはできない。従って、安全性が向上する。
【００８５】ところで、何らかの理由により、不正なユ
ーザが、暗号化データｅと暗号鍵skを両方とも知ってし
まったような場合のことを考える。この場合、ｅは、平
文skを、鍵lkで暗号化した暗号文であるので、暗号アル
ゴリズムが公開されている場合、不正ユーザは、鍵lkを
総当たりで試すことにより、正しい鍵lkを得る可能性が
ある。
【００８６】不正ユーザによるこの種の攻撃を、より困
難にするためには、暗号アルゴリズムの一部または全部
を一般に公開せずに秘密にしておくことができる。
【００８７】または同様に、license_keyから、service
_keyを総当たりで調べる攻撃を、より困難にするため
に、hash関数の一部または全文を一般に公開せずに秘密
にしておくようにすることもできる。
【００８８】図６は、ソース（DVDプレーヤ１）に対し
て、パーソナルコンピュータ２だけでなく、光磁気ディ
スク装置３もシンクとして機能する場合の処理例を表し
ている。
【００８９】この場合、シンク１としてのパーソナルコ
ンピュータ２のEEPROM５０には、IDとしてID１が、ま
た、ライセンスキーとしてlicense_key１が記憶されて
おり、シンク２としての光磁気ディスク装置３において
は、EEPROM３７に、IDとしてID２が、また、ライセンス
キーとしてlicense_key２が記憶されている。
【００９０】DVDプレーヤ１（ソース）とパーソナルコ
ンピュータ２（シンク１）の間において行われるステッ
プＳ１１乃至ステップＳ２０の処理は、図４におけるス
テップＳ１乃至ステップＳ１０の処理と実質的に同様の
処理であるので、その説明は省略する。
【００９１】すなわち、上述したようにして、DVDプレ
ーヤ１は、パーソナルコンピュータ２に対して認証処理
を行う。そして次に、ステップＳ２１において、DVDプ
レーヤ１は、光磁気ディスク装置３に対して、IDを要求
する。光磁気ディスク装置３においては、ステップＳ２
２で１３９４インタフェース３６を介して、このID要求
信号が受信されると、そのファームウェア３０（図１
０）は、ステップＳ２３でEEPROM３７に記憶されている
ID（ID２）を読み出し、これを１３９４インタフェース
３６から、１３９４バス１１を介してDVDプレーヤ１に
伝送する。DVDプレーヤ１のファームウェア２０は、ス
テップＳ２４で、１３９４インタフェース２６を介し
て、このID２を受け取ると、ステップＳ２５で、次式か
ら鍵lk２を生成する。 lk２＝hash（ID２ || service_key）
【００９２】さらに、ファームウェア２０は、ステップ
Ｓ２６で次式を演算し、ステップＳ１６で生成した鍵sk
を、ステップＳ２５で生成した鍵lk２を用いて暗号化
し、暗号化したデータｅ２を生成する。 ｅ２＝Enc（lk２，sk）
【００９３】そして、ステップＳ２７で、ファームウェ
ア２０は、この暗号化データｅ２を１３９４インタフェ
ース２６から１３９４バス１１を介して光磁気ディスク
装置３に伝送する。
【００９４】光磁気ディスク装置３においては、ステッ
プＳ２８で１３９４インタフェース３６を介して、この
暗号化データｅ２を受信し、ステップＳ２９で次式を演
算して、暗号鍵sk２’を生成する。 sk２’＝Dec（license_key２，ｅ２）
【００９５】以上のようにして、パーソナルコンピュー
タ２と光磁気ディスク装置３のそれぞれにおいて、暗号
鍵sk１’，sk２’が得られたことになる。これらの値
は、DVDプレーヤ１における暗号鍵skと同一の値となっ
ている。
【００９６】図６の処理例においては、DVDプレーヤ１
が、パーソナルコンピュータ２と、光磁気ディスク装置
３に対して、それぞれ個別にIDを要求し、処理するよう
にしているのであるが、同報通信によりIDを要求するこ
とができる場合は、図７に示すような処理を行うことが
できる。
【００９７】すなわち、図７の処理例においては、ステ
ップＳ４１で、ソースとしてのDVDプレーヤ１が、全て
のシンク（この例の場合、パーソナルコンピュータ２と
光磁気ディスク装置３）に対して同報通信でIDを要求す
る。パーソナルコンピュータ２と光磁気ディスク装置３
は、それぞれステップＳ４２とステップＳ４３で、この
ID転送要求の信号を受け取ると、それぞれステップＳ４
４またはステップＳ４５で、EEPROM５０またはEEPROM３
７に記憶されているID１またはID２を読み出し、これを
DVDプレーヤ１に転送する。DVDプレーヤ１は、ステップ
Ｓ４６とステップＳ４７で、これらのIDをそれぞれ受信
する。
【００９８】DVDプレーヤ１においては、さらにステッ
プＳ４８で、次式から暗号鍵lk１を生成する。 lk１＝hash（ID１ || service_key）
【００９９】さらに、ステップＳ４９において、次式か
ら暗号鍵lk２が生成される。 lk２＝hash（ID２ || service_key）
【０１００】DVDプレーヤ１においては、さらにステッ
プＳ５０で、暗号鍵skが生成され、ステップＳ５１で、
次式で示すように、暗号鍵skが、鍵lk１を鍵として暗号
化される。 ｅ１＝Enc（lk１，sk）
【０１０１】さらに、ステップＳ５２においては、暗号
鍵skが、鍵lk２を鍵として、次式に従って暗号化され
る。 ｅ２＝Enc（lk２，sk）
【０１０２】さらに、ステップＳ５３においては、ID
１，ｅ１，ID２，ｅ２が、それぞれ次式で示すように連
結されて、暗号化データｅが生成される。 ｅ＝ID１ || ｅ１ || ID２ || ｅ２
【０１０３】DVDプレーヤ１においては、さらにステッ
プＳ５４で、以上のようにして生成された暗号化データ
ｅが同報通信で、パーソナルコンピュータ２と光磁気デ
ィスク装置３に伝送される。
【０１０４】パーソナルコンピュータ２と光磁気ディス
ク装置３においては、それぞれステップＳ５５またはス
テップＳ５６で、これらの暗号化データｅが受信され
る。そして、パーソナルコンピュータ２と光磁気ディス
ク装置３においては、それぞれステップＳ５７またはス
テップＳ５８において、次式で示す演算が行われ、暗号
鍵sk１’，sk２’が生成される。 sk１’＝Dec（license_key１，ｅ１） sk２’＝Dec（license_key２，ｅ２）
【０１０５】図８は、１つのシンクが複数のサービスを
受けること（複数の種類の情報の復号）ができるように
なされている場合の処理例を表している。すなわち、こ
の場合においては、例えば、シンクとしてのパーソナル
コンピュータ２は、複数のライセンスキー（license_ke
y１，license_key２，license_key３など）をEEPROM５
０に記憶している。ソースとしてのDVDプレーヤ１は、
そのEEPROM２７に複数のサービスキー（service_key
１，service_key２，service_key３など）を記憶してい
る。この場合、DVDプレーヤ１は、ステップＳ８１でシ
ンクとしてのパーソナルコンピュータ２に対してIDを要
求するとき、DVDプレーヤ１が、これから転送しようと
する情報（サービス）を識別するservice_IDを転送す
る。パーソナルコンピュータ２においては、ステップＳ
８２で、これを受信したとき、EEPROM５０に記憶されて
いる複数のライセンスキーの中から、このservice_IDに
対応するものを選択し、これを用いて、ステップＳ９０
で復号処理を行う。その他の動作は、図４における場合
と同様である。
【０１０６】図９は、さらに他の処理例を表している。
この例においては、ソースとしてのDVDプレーヤ１が、
そのEEPROM２７に、service_key、hash関数、および疑
似乱数発生関数pRNGを記憶している。これらは、著作権
者から与えられたものであり、秘密裡に保管される。ま
た、シンクとしてのパーソナルコンピュータ２のEEPROM
５０には、著作権者から与えられたID、LK，LK'、関数
Ｇ、および疑似乱数数発生関数pRNGを有している。
【０１０７】LKは、著作権者が作成したユニークな乱数
であり、LK'は、次式を満足するように生成されてい
る。 LK'＝Ｇ＾−１（Ｒ） Ｒ＝pRNG（Ｈ） （＋） pRNG（LK） Ｈ＝hash（ID || service_key）
【０１０８】なお、Ｇ＾−１（＾はべき乗を意味する）
は、Ｇの逆関数を意味する。Ｇ＾−１は、所定の規則を
知っていれば、簡単に計算することができるが、知らな
い場合には、計算することが難しいような特徴を有して
いる。このような関数としては、公開鍵暗号に用いられ
ている関数を利用することができる。
【０１０９】また、疑似乱数発生関数は、ハードウェア
として設けるようにすることも可能である。
【０１１０】DVDプレーヤ１のファームウェア２０は、
最初にステップＳ１０１において、パーソナルコンピュ
ータ２のライセンスマネージャ６２に対してIDを要求す
る。パーソナルコンピュータ２のライセンスマネージャ
６２は、ステップＳ１０２でID要求信号を受け取ると、
EEPROM５０に記憶されているIDを読み出し、ステップＳ
１０３で、これをDVDプレーヤ１に伝送する。DVDプレー
ヤ１のファームウェア２０は、ステップＳ１０４でこの
IDを受け取ると、ステップＳ１０５で次式を演算する。 Ｈ＝hash（ID || service_key）
【０１１１】さらに、ファームウェア２０は、ステップ
Ｓ１０６で鍵skを生成し、ステップＳ１０７で次式を演
算する。 ｅ＝sk （＋） pRNG（Ｈ）
【０１１２】なお、Ａ（＋）Ｂは、ＡとＢの排他的論理
和の演算を意味する。
【０１１３】すなわち、疑似ランダム発生キーpRNGにス
テップＳ１０５で求めたＨを入力することで得られた結
果、pRNG（Ｈ）と、ステップＳ１０６で生成した鍵skの
ビット毎の排他的論理和を演算することで、鍵SKを暗号
化する。
【０１１４】次に、ステップＳ１０８で、ファームウェ
ア２０は、ｅをパーソナルコンピュータ２に伝送する。
【０１１５】パーソナルコンピュータ２においては、ス
テップＳ１０９でこれを受信し、ステップＳ１１０で、
次式を演算する。 sk'＝ｅ （＋） Ｇ（LK'） （＋） pRNG（LK）
【０１１６】すなわち、DVDプレーヤ１から伝送されて
きたｅ、EEPROM５０に記憶されている関数Ｇに、やはり
EEPROM５０に記憶されているLK'を適用して得られる値
Ｇ（LK'）、並びに、EEPROM５０に記憶されているLK'
を、やはりEEPROM５０に記憶されている疑似乱数発生関
数pRNGに適用して得られる結果pRNG（LK）の排他的論理
和を演算し、鍵sk'を得る。
【０１１７】ここで、次式に示すように、sk＝sk'とな
る。 sk'＝ｅ （＋） Ｇ（LK'） （＋） pRNG（LK） ＝sk （＋） pRNG（Ｈ） （＋） Ｒ （＋） pRNG（LK） ＝sk （＋） pRNG（Ｈ） （＋） pRNG（Ｈ） （＋） pRNG（LK） （＋ ） pRNG（LK） ＝sk
【０１１８】このようにして、ソースとしてのDVDプレ
ーヤ１とシンクとしてのパーソナルコンピュータ２は、
同一の鍵sk，sk'を共有することができる。LK，LK'を作
ることができるのは、著作権者だけであるので、ソース
が不正に、LK，LK'を作ろうとしても作ることができな
いので、より安全性を高めることができる。
【０１１９】以上においては、ソースとシンクにおいて
認証を行うようにしたが、例えばパーソナルコンピュー
タ２には、通常、任意のアプリケーションプログラムを
ロードして用いることができる。そして、このアプリケ
ーションプログラムとしては、不正に作成したものが使
用される場合もある。従って、各アプリケーションプロ
グラム毎に、著作権者から許可を得たものであるか否か
を判定する必要がある。そこで、図３に示すように、各
アプリケーション部６１とライセンスマネージャ６２と
の間においても、上述したように、認証処理を行うよう
にすることができる。この場合、ライセンスマネージャ
６２がソースとなり、アプリケーション部６１がシンク
となる。
【０１２０】次に、以上のようにして、認証が行われた
後（暗号鍵の共有が行われた後）、暗号鍵を用いて、ソ
ースから暗号化したデータをシンクに転送し、シンクに
おいて、この暗号化したデータを復号する場合の動作に
ついて説明する。
【０１２１】図１０に示すように、DVDプレーヤ１、あ
るいは光磁気ディスク装置３のように、内部の機能が一
般ユーザに解放されていない装置においては、１３９４
バス１１を介して授受されるデータの暗号化と復号の処
理は、それぞれ１３９４インタフェース２６または１３
９４インタフェース３６で行われる。この暗号化と復号
化には、セッションキーＳと時変キーｉが用いられる
が、このセッションキーＳと時変キーｉ（正確には、時
変キーｉを生成するためのキーｉ’）は、それぞれファ
ームウェア２０またはファームウェア３０から、１３９
４インタフェース２６または１３９４インタフェース３
６に供給される。セッションキーＳは、初期値として用
いられる初期値キーSsと時変キーｉを攪乱するために用
いられる攪乱キーSiとにより構成されている。この初期
値キーSsと攪乱キーSiは、上述した認証において生成さ
れた暗号鍵sk（＝sk'）の所定のビット数の上位ビット
と下位ビットにより、それぞれ構成するようにすること
ができる。このセッションキーＳは、セッション毎に
（例えば、１つの映画情報毎に、あるいは、１回の再生
毎に）、適宜、更新される。これに対して、攪乱キーSi
とキーｉ’から生成される時変キーｉは、１つのセッシ
ョン内において、頻繁に更新されるキーであり、例え
ば、所定のタイミングにおける時刻情報などを用いるこ
とができる。
【０１２２】いま、ソースとしてのDVDプレーヤ１から
再生出力した映像データを１３９４バス１１を介して光
磁気ディスク装置３とパーソナルコンピュータ２に伝送
し、それぞれにおいて復号するものとする。この場合、
DVDプレーヤ１においては、１３９４インタフェース２
６において、セッションキーＳと時変キーｉを用いて暗
号化処理が行われる。光磁気ディスク装置３において
は、１３９４インタフェース３６において、セッション
キーＳと時変キーｉを用いて復号処理が行われる。
【０１２３】これに対して、パーソナルコンピュータ２
においては、ライセンスマネージャ６２が、セッション
キーＳのうち、初期値キーSsをアプリケーション部６１
に供給し、攪乱キーSiと時変キーｉ（正確には、時変キ
ーｉを生成するためのキーｉ’）を１３９４インタフェ
ース４９（リンク部分）に供給する。そして、１３９４
インタフェース４９において、攪乱キーSiとキーｉ’か
ら時変キーｉが生成され、時変キーｉを用いて復号が行
われ、その復号されたデータは、アプリケーション部６
１において、さらにセッションキーＳ（正確には、初期
値キーSs）を用いて復号が行われる。
【０１２４】このように、パーソナルコンピュータ２に
おいては、内部バス５１が、ユーザに解放されているの
で、１３９４インタフェース４９により第１段階の復号
だけを行い、まだ暗号の状態としておく。そして、アプ
リケーション部６１において、さらに第２段階の復号を
行い、平文にする。これにより、パーソナルコンピュー
タ２に対して、適宜、機能を付加して、内部バス５１に
おいて授受されるデータ（平文）をハードディスク４７
や他の装置にコピーすることを禁止させる。
【０１２５】このように、この発明の実施の形態におい
ては、内部バスが解放されていないCE装置においては、
暗号化、または復号処理は、セッションキーＳと時変キ
ーｉを用いて１度に行われるが、内部バスが解放されて
いる装置（パーソナルコンピュータ２など）において
は、復号処理が、時変キーｉを用いた復号処理と、セッ
ションキーＳを用いた復号処理に分けて行われる。この
ように、１段階の復号処理と、２段階に分けた復号処理
の両方ができるようにするには、次式を成立させること
が必要となる。 Dec（Ｓ，Dec（ｉ， Enc（algo（Ｓ＋ｉ），Data）））
＝Data
【０１２６】なお、上記式において、algo（Ｓ＋ｉ）
は、所定のアルゴリズムにセッションキーＳと時変キー
ｉを入力して得られた結果を表している。
【０１２７】図１１は、上記式を満足する１３９４イン
タフェース２６の構成例を表している。この構成例にお
いては、アディティブジェネレータ７１により生成した
ｍビットのデータが、シュリンクジェネレータ７３に供
給されている。また、LFSR(Linear Feedback Sift Regi
ster)７２が１ビットのデータを出力し、シュリンクジ
ェネレータ７３に供給している。シュリンクジェネレー
タ７３は、LFSR７２の出力に対応して、アディティブジ
ェネレータ７１の出力を選択し、選択したデータを暗号
鍵として加算器７４に出力している。加算器７４は、入
力された平文（１３９４バス１１に伝送するｍビットの
データ）と、シュリンクジェネレータ７３より供給され
るｍビットのデータ（暗号鍵）とを加算し、加算した結
果を暗号文（暗号化されたデータ）として、１３９４バ
ス１１に出力するようになされている。
【０１２８】加算器７４の加算処理は、mod ２＾ｍ（＾
はべき乗を意味する）で、シュリンクジェネレータ７３
の出力と平文を加算することを意味する。換言すれば、
ｍビットのデータ同志が加算され、キャリオーバを無視
した加算値が出力される。
【０１２９】図１２は、図１１に示した１３９４インタ
フェース２６のさらにより詳細な構成例を表している。
ファームウェア２０から出力されたセッションキーＳの
うち、初期値キーSsは、加算器８１を介してレジスタ８
２に転送され、保持される。この初期値キーSsは、例え
ば、５５ワード（１ワードは８ビット乃至３２ビットの
幅を有する）により構成される。また、ファームウェア
２０から供給されたセッションキーＳのうちの、例えば
LSB側の３２ビットで構成される攪乱キーSiは、レジス
タ８５に保持される。
【０１３０】レジスタ８４には、キーｉ’が保持され
る。このキーｉ’は、例えば１３９４バス１１を介して
１個のパケットが伝送される毎に、２ビットのキーｉ’
がレジスタ８４に供給され、１６パケット分の（３２ビ
ット分の）キーｉ’がレジスタ８４に保持されたとき、
加算器８６により、レジスタ８５に保持されている３２
ビットの攪乱キーSiと加算され、最終的な時変キーｉと
して加算器８１に供給される。加算器８１は、そのとき
レジスタ８２に保持されている値と加算器８６より供給
された時変キーｉを加算し、その加算結果をレジスタ８
２に供給し、保持させる。
【０１３１】レジスタ８２のワードのビット数が、例え
ば８ビットである場合、加算器８６より出力される時変
キーｉが３２ビットであるので、時変キーｉを４分割し
て、各８ビットをレジスタ８２の所定のアドレス（０乃
至５４）のワードに加算するようにする。
【０１３２】このようにして、レジスタ８２には、最初
に初期値キーSsが保持されるが、その後、この値は、１
６パケット分の暗号文を伝送する毎に、時変キーｉで更
新される。
【０１３３】加算器８３は、レジスタ８２に保持されて
いる５５ワードのうちの所定の２ワード（図１２に示さ
れているタイミングの場合、アドレス２３とアドレス５
４のワード）を選択し、その選択した２ワードを加算し
て、シュリンクジェネレータ７３に出力する。また、こ
の加算器７３の出力は、図１２に示すタイミングでは、
レジスタ８２のアドレス０に転送され、前の保持値に代
えて保持される。
【０１３４】そして、次のタイミングにおいては、加算
器８３に供給されるレジスタ８２の２ワードのアドレス
は、アドレス５４とアドレス２３から、それぞれアドレ
ス５３とアドレス２２に、１ワード分だけ、図中上方に
移動され、加算器８３の出力で更新されるアドレスも、
図中、より上方のアドレスに移動される。ただし、アド
レス０より上方のアドレスは存在しないので、この場合
には、アドレス５４に移動する。
【０１３５】なお、加算器８１，８３，８６では、排他
的論理和を演算させるようにすることも可能である。
【０１３６】LFSR７２は、例えば、図１３に示すよう
に、ｎビットのシフトレジスタ１０１と、シフトレジス
タ１０１のｎビットのうちの所定のビット（レジスタ）
の値を加算する加算器１０２により構成されている。シ
フトレジスタ１０１は、加算器１０２より供給されるビ
ットを、図中最も左側のレジスタｂnに保持すると、そ
れまでそこに保持されていたデータを右側のレジスタｂ
n-1にシフトする。レジスタｂn-1，ｂn-2，・・・も、
同様の処理を行う。そして、さらに次のタイミングで
は、各ビットの値を加算器１０２で加算した値を再び、
図中最も左側のビットｂnに保持させる。以上の動作が
順次繰り返されて、図中最も右側のレジスタｂ1から出
力が１ビットずつ順次出力される。
【０１３７】図１３は、一般的な構成例であるが、例え
ば、より具体的には、LFSR７２を図１４に示すように構
成することができる。この構成例においては、シフトレ
ジスタ１０１が３１ビットにより構成され、その図中右
端のレジスタｂ1の値と左端のレジスタｂ31の値が、加
算器１０２で加算され、加算された結果がレジスタｂ31
に帰還されるようになされている。
【０１３８】LFSR７２より出力された１ビットのデータ
が論理１であるとき、条件判定部９１は、アディティブ
ジェネレータ７１の加算器８３より供給されたｍビット
のデータをそのままＦＩＦＯ９２に転送し、保持させ
る。これに対して、LFSR７２より供給された１ビットの
データが論理０であるとき、条件判定部９１は、加算器
８３より供給されたｍビットのデータを受け付けず、暗
号化処理を中断させる。このようにして、シュリンクジ
ェネレータ７３のＦＩＦＯ９２には、アディティブジェ
ネレータ７１で生成したｍビットのデータのうち、LFSR
７２が論理１を出力したタイミングのもののみが選択さ
れ、保持される。
【０１３９】ＦＩＦＯ９２により保持したｍビットのデ
ータが、暗号鍵として、加算器７４に供給され、伝送さ
れるべき平文のデータ（DVDからの再生データ）に加算
されて、暗号文が生成される。
【０１４０】暗号化されたデータは、DVDプレーヤ１か
ら１３９４バス１１を介して光磁気ディスク装置３とパ
ーソナルコンピュータ２に供給される。
【０１４１】光磁気ディスク装置３は、１３９４インタ
フェース３６において、１３９４バス１１から受信した
データを復号するために、図１５に示すような構成を有
している。この構成例においては、シュリンクジェネレ
ータ１７３にアディティブジェネレータ１７１の出力す
るｍビットのデータと、LFSR１７２が出力する１ビット
のデータが供給されている。そして、シュリンクジェネ
レータ１７３の出力するｍビットの鍵が、減算器１７４
に供給されている。減算器１７４は、暗号文からシュリ
ンクジェネレータ１７３より供給される鍵を減算して、
平文を復号する。
【０１４２】すなわち、図１５に示す構成は、図１１に
示す構成と基本的に同様の構成とされており、図１１に
おける加算器７４が、減算器１７４に変更されている点
だけが異なっている。
【０１４３】図１６は、図１５に示す構成のより詳細な
構成例を表している。この構成も、基本的に図１２に示
した構成と同様の構成とされているが、図１２における
加算器７４が、減算器１７４に変更されている。その他
のアディティブジェネレータ１７１、LFSR１７２、シュ
リンクジェネレータ１７３、加算器１８１、レジスタ１
８２、加算器１８３、レジスタ１８４，１８５、加算器
１８６、条件判定部１９１、ＦＩＦＯ１９２は、図１２
におけるアディティブジェネレータ７１、LFSR７２、シ
ュリンクジェネレータ７３、加算器８１、レジスタ８
２、加算器８３、レジスタ８４，８５、加算器８６、条
件判定部９１、およびＦＩＦＯ９２に対応している。
【０１４４】従って、その動作は、基本的に図１２に示
した場合と同様であるので、その説明は省略するが、図
１６の例においては、シュリンクジェネレータ１７３の
ＦＩＦＯ１９２より出力されたｍビットの鍵が、減算器
１７４において、暗号文から減算されて平文が復号され
る。
【０１４５】以上のように、１３９４インタフェース３
６においては、セッションキーＳ（初期値キーSsと攪乱
キーSi）と時変キーｉを用いて、暗号化データが１度に
復号される。
【０１４６】これに対して、上述したように、パーソナ
ルコンピュータ２においては、１３９４インタフェース
４９とアプリケーション部６１において、それぞれ個別
に、２段階に分けて復号が行われる。
【０１４７】図１７は、１３９４インタフェース４９に
おいて、ハード的に復号を行う場合の構成例を表してお
り、その基本的構成は、図１５に示した場合と同様であ
る。すなわち、この場合においても、アディティブジェ
ネレータ２７１、LFSR２７２、シュリンクジェネレータ
２７３、および減算器２７４により１３９４インタフェ
ース４９が構成されており、これらは、図１５における
アディティブジェネレータ１７１、LFSR１７２、シュリ
ンクジェネレータ１７３、および減算器１７４と基本的
に同様の構成とされている。ただし、図１７の構成例に
おいては、アディティブジェネレータ２７１に対して、
ライセンスマネージャ６２から、時変キーｉを生成する
ためのキーｉ’と、セッションキーＳのうち、時変キー
ｉを攪乱するための攪乱キーSiとしては、図１５におけ
る場合と同様のキーが供給されるが、初期値キーSsとし
ては、全てのビットが０である単位元が供給される。
【０１４８】すなわち、図１８に示すように、初期値キ
ーSsの全てのビットが０とされるので、実質的に、初期
値キーSsが存在しない場合と同様に、時変キーｉだけに
基づいて暗号鍵が生成される。その結果、減算器２７４
においては、暗号文の時変キーｉに基づく復号だけが行
われる。まだ初期値キーSsに基づく復号が行われていな
いので、この復号の結果得られるデータは、完全な平文
とはなっておらず、暗号文の状態になっている。従っ
て、このデータを内部バス５１から取り込み、ハードデ
ィスク４７や、その他の記録媒体に記録したとしても、
それをそのまま利用することができない。
【０１４９】そして、以上のようにして、１３９４イン
タフェース４９において、ハード的に時変キーｉに基づ
いて復号されたデータをソフト的に復号するアプリケー
ション部６１の構成は、図１９に示すように、アディテ
ィブジェネレータ３７１、LFSR３７２、シュリンクジェ
ネレータ３７３および減算器３７４により構成される。
その基本的構成は、図１５に示したアディティブジェネ
レータ１７１、LFSR１７２、シュリンクジェネレータ１
７３、および減算器１７４と同様の構成となっている。
【０１５０】ただし、セッションキーＳのうち、初期値
キーSsは、図１５における場合と同様に、通常の初期値
キーが供給されるが、時変キーｉを生成するための攪乱
キーSiとキーｉ’は、それぞれ全てのビットが０である
単位元のデータとされる。
【０１５１】その結果、図２０にその詳細を示すように
（そのアディティブジェネレータ３７１乃至FIFO３９２
は、図１６におけるアディティブジェネレータ１７１乃
至FIFO１９２に対応している）、レジスタ３８４に保持
されるキーｉ’とレジスタ３８５に保持される攪乱キー
Siは、全てのビットが０であるため、加算器３８６の出
力する時変キーｉも全てのビットが０となり、実質的に
時変キーｉが存在しない場合と同様の動作が行われる。
すなわち、初期値キーSsだけに基づく暗号鍵が生成され
る。そして、減算器３７４においては、このようにして
生成された暗号鍵に基づいて暗号文が平文に復号され
る。上述したように、この暗号文は、１３９４インタフ
ェース４９において、時変キーｉに基づいて第１段階の
復号が行われているものであるので、ここで、初期値キ
ーSsに基づいて第２段階の復号を行うことで、完全な平
文を得ることができる。
【０１５２】光磁気ディスク装置３においては、以上の
ようにして暗号文が復号されると、CPU３１が、復号さ
れたデータをドライブ３５に供給し、光磁気ディスクに
記録させる。
【０１５３】一方、パーソナルコンピュータ２において
は、CPU４１（アプリケーション部６１）が、以上のよ
うにして復号されたデータを、例えばハードディスク４
７に供給し、記録させる。パーソナルコンピュータ２に
おいては、拡張ボード４８として所定のボードを接続し
て、内部バス５１で授受されるデータをモニタすること
ができるが、内部バス５１に伝送されるデータを最終的
に復号することができるのは、アプリケーション部６１
であるので、拡張ボード４８は、１３９４インタフェー
ス４９で、時変キーｉに基づく復号が行われたデータ
（まだ、セッションキーＳに基づく復号が行われていな
いデータ）をモニタすることができたとしても、完全に
平文に戻されたデータをモニタすることはできない。そ
こで、不正なコピーが防止される。
【０１５４】なお、セッションキーの共有は、例えば、
Diffie-Hellman法などを用いて行うようにすることも可
能である。
【０１５５】なお、この他、例えばパーソナルコンピュ
ータ２における１３９４インタフェース４９またはアプ
リケーション部６１の処理能力が比較的低く、復号処理
を行うことができない場合には、セッションキーと時変
キーのいずれか、あるいは両方をソース側において、単
位元で構成するようにし、シンク側においても、これら
を単位元で用いるようにすれば、実施的にセッションキ
ーと時変キーを使用しないで、データの授受が可能とな
る。ただし、そのようにすれば、データが不正にコピー
されるおそれが高くなる。
【０１５６】アプリケーション部６１そのものが、不正
にコピーしたものである場合、復号したデータが不正に
コピーされてしまう恐れがあるが、上述したようにアプ
リケーション部６１をライセンスマネージャ６２で認証
するようにすれば、これを防止することが可能である。
【０１５７】この場合の認証方法としては、共通鍵暗号
方式の他、公開鍵暗号方式を用いたデジタル署名を利用
することができる。
【０１５８】以上の図１１、図１２、図１５乃至図２０
に示す構成は、準同形(homomorphism)の関係を満足する
ものとなっている。すなわち、キーＫ1，Ｋ2がガロアフ
ィールドＧの要素であるとき、両者の群演算の結果、Ｋ
1・Ｋ2もガロアフィールドＧの要素となる。そして、さ
らに、所定の関数Ｈについて次式が成立する。 Ｈ（Ｋ1・Ｋ2）＝Ｈ（Ｋ1）・Ｈ（Ｋ2）
【０１５９】図２１は、さらに１３９４インタフェース
２６の他の構成例を表している。この構成例において
は、セッションキーＳがLFSR５０１乃至５０３に供給さ
れ、初期設定されるようになされている。LFSR５０１乃
至５０３の幅ｎ1乃至ｎ3は、それぞれ２０ビット程度
で、それぞれの幅ｎ1乃至ｎ3は、相互に素になるように
構成される。従って、例えば、セッションキーＳのう
ち、例えば、上位ｎ１ビットがLFSR５０１に初期設定さ
れ、次の上位ｎ2ビットがLFSR５０２に初期設定され、
さらに次の上位ｎ3ビットがLFSR５０３に初期設定され
る。
【０１６０】LFSR５０１乃至５０３は、クロッキングフ
ァンクション５０６より、例えば論理１のイネーブル信
号が入力されたとき、ｍビットだけシフト動作を行い、
ｍビットのデータを出力する。ｍの値は、例えば、８，
１６，３２，４０などとすることができる。
【０１６１】LFSR５０１とLFSR５０２の出力は、加算器
５０４に入力され、加算される。加算器５０４の加算値
のうち、キャリー成分は、クロッキングファンクション
５０６に供給され、sum成分は、加算器５０５に供給さ
れ、LFSR５０３の出力と加算される。加算器５０５のキ
ャリー成分は、クロッキングファンクション５０６に供
給され、sum成分は、排他的論理和回路５０８に供給さ
れる。
【０１６２】クロッキングファンクション５０６は、加
算器５０４と加算器５０５より供給されるデータの組み
合わせが、００，０１，１０，１１のいずれかであるの
で、これらに対応して、LFSR５０１乃至５０３に対し
て、０００乃至１１１のいずれか１つの組み合わせのデ
ータを出力する。LFSR５０１乃至５０３は、論理１が入
力されたとき、ｍビットのシフト動作を行い、新たなｍ
ビットのデータを出力し、論理０が入力されたとき、前
回出力した場合と同一のｍビットのデータを出力する。
【０１６３】排他的論理和回路５０８は、加算器５０５
の出力するsum成分とレジスタ５０７に保持された時変
キーｉの排他的論理和を演算し、その演算結果を排他的
論理和回路５０９に出力する。排他的論理和回路５０９
は、入力された平文と、排他的論理和回路５０８より入
力された暗号鍵の排他的論理和を演算し、演算結果を暗
号文として出力する。
【０１６４】図２２は、光磁気ディスク装置３における
１３９４インタフェース３６の構成例を表している。こ
の構成例におけるLFSR６０１乃至排他的論理和回路６０
９は、図２１におけるLFSR５０１乃至排他的論理和回路
５０９と同様の構成とされている。従って、その動作
も、基本的に同様となるので、その説明は省略する。た
だし、図２１の構成例においては、暗号化処理が行われ
るのに対して、図２２の構成例においては、復号処理が
行われる。
【０１６５】図２３は、パーソナルコンピュータ２の１
３９４インタフェース４９の構成例を表している。この
構成例におけるLFSR７０１乃至排他的論理和回路７０９
も、図２２における、LFSR６０１乃至排他的論理和回路
６０９と同様の構成とされている。ただし、LFSR７０１
乃至７０３に初期設定されるセッションキーＳは、全て
のビットが０の単位元とされている。従って、この場
合、実質的にレジスタ７０７に保持された時変キーｉだ
けに対応して復号化処理が行われる。
【０１６６】図２４は、パーソナルコンピュータ２のア
プリケーション部６１の構成例を表している。この構成
例におけるLFSR８０１乃至排他的論理和回路８０９は、
図２２における、LFSR６０１乃至排他的論理和回路６０
９と基本的に同様の構成とされている。ただし、レジス
タ８０７に入力される時変キーｉが、全てのビットが０
である単位元とされている点のみが異なっている。従っ
て、この構成例の場合、セッションキーＳだけに基づい
て暗号鍵が生成され、復号処理が行われる。
【０１６７】なお、図１９、図２０、および図２４に示
す処理は、アプリケーション部６１において行われるの
で、ソフト的に処理されるものである。
【０１６８】ところで、何らかの理由でlicense_keyが
盗まれてしまったような場合には、適宜、これを変更
（更新）するようにすることができる。勿論、このlice
nse_keyが実際に盗まれなくても、盗まれるおそれがあ
る場合には、所定の周期で、これを更新するようにする
ことができる。この場合、例えば、DVD（ディスク）内
に、そのとき有効とされるlicense_keyのバージョン
（この実施の形態の場合、hash関数の適用回数）が記録
される。また、対象となる操作が、DVDプレーヤではな
く、例えば衛星を介して伝送されてくる情報を受信する
受信装置である場合には、衛星から、そのバージョンの
情報が受信装置に向けて伝送される。
【０１６９】図２５と図２６は、DVDプレーヤにおい
て、license_keyを更新する場合の処理例を表してい
る。なお、この実施の形態の場合には、図４に示した情
報が、DVDプレーヤ１のEEPROM２７とパーソナルコンピ
ュータ２のEEPROM５０に記憶されている他、EEPROM５０
にはhash関数も記憶されている。
【０１７０】最初に、ステップＳ１５１において、ソー
スとしてのDVDプレーヤ１は、シンクとしてのパーソナ
ルコンピュータ２に対して、ＩＤを要求する。パーソナ
ルコンピュータ２は、ステップＳ１５２で、このＩＤ要
求信号を受け取ると、ステップＳ１５３で、自分自身の
ＩＤをDVDプレーヤ１に送出する。DVDプレーヤ１は、ス
テップＳ１５４で、このＩＤを受信する。
【０１７１】次に、DVDプレーヤ１は、ステップＳ１５
５で、次式から鍵lkを演算する。 lk＝hash（ＩＤ || service_key）
【０１７２】以上の処理は、図４のステップＳ１乃至Ｓ
５の処理と同様の処理である。
【０１７３】次に、ステップＳ１５６に進み、DVDプレ
ーヤ１は、ステップＳ１５５で演算した鍵lkが有効なバ
ージョンのものであるか否かを判定する。すなわち、上
述したように、DVDには、現在有効なlicense_key（＝l
k）のバージョン（hash関数の適用回数）が記録されて
いる。ステップＳ１５５で生成した鍵lkは、hash関数を
１回適用して求めたものである。このhash関数の適用回
数がバージョンで規定されている回数と等しくない場
合、鍵lkは無効と判定される。この場合、ステップＳ１
５７に進み、DVDプレーヤ１は、更新回数（演算回数）
を示す変数ｇに１を初期設定し、lkgにlkを設定する。
そして、ステップＳ１５８において、現在の鍵lkgにhas
h関数を１回適用し、新たな鍵lkg+1を演算する。すなわ
ち、次式を演算する。 lkg+1＝hash（lkg）
【０１７４】ステップＳ１５９では、ステップＳ１５８
で求められた鍵lkg+1が有効であるか否かを判定する。
すなわち、バージョンに規定された回数と同一の回数だ
けhash関数を適用したか否かを判定する。適用回数がバ
ージョンに規定されている回数に達していないとき、ス
テップＳ１６０に進み、DVDプレーヤ１は、変数ｇを１
だけインクリメントする。そして、ステップＳ１５８に
戻り、再び現在の鍵lkgにhash関数を適用し、演算す
る。
【０１７５】以上のようにして、バージョンに規定され
ている回数とhash関数を適用した回数が等しくなるま
で、同様の処理が繰り返し実行される。
【０１７６】なお、この繰り返し回数には、例えば１０
０回など上限値を設けるようにしてもよい。
【０１７７】ステップＳ１５９で、バージョンに対応す
る回数だけhash関数が適用されたと判定された場合（有
効な鍵lkg+1が得られたと判定された場合）、並びに、
ステップＳ１５６で、鍵lkが有効であると判定された場
合、ステップＳ１６１に進み、上述した場合と同様にし
て、暗号鍵skを生成する。ステップＳ１６２では、ステ
ップＳ１５５またはステップＳ１５８で生成した鍵lkg
を鍵として、暗号鍵skを暗号化する。すなわち、次式を
演算する。 ｅ＝Enc（lkg，sk）
【０１７８】次に、ステップＳ１６３において、DVDプ
レーヤ１は、パーソナルコンピュータ２に対して、ステ
ップＳ１６２で暗号化したデータｅと、hash関数の適用
回数を表す変数ｇを伝送する。パーソナルコンピュータ
２においては、ステップＳ１６４でこれを受信すると、
ステップＳ１６５で、パーソナルコンピュータ２におけ
るhash関数の適用回数を表す変数ｗに１を初期設定す
る。次に、ステップＳ１６６に進み、ステップＳ１６４
で受信した変数ｇと、ステップＳ１６５で設定した変数
ｗの値が等しいか否かを判定する。両者が等しくない場
合、ステップＳ１６７に進み、パーソナルコンピュータ
２のEEPROM５０に記憶されているlicense_keyにhash関
数を適用して、新たなlicense_keyw+1を次式から求め
る。 license_keyw+1＝hash（license_keyw）
【０１７９】次に、ステップＳ１６８に進み、wを１だ
けインクリメントして、ステップＳ１６６に戻る。ステ
ップＳ１６６で再び変数ｇと変数ｗが等しいか否かを判
定し、両者が等しいと判定されるまで、ステップＳ１６
７，Ｓ１６８の処理が繰り返し実行される。
【０１８０】ステップＳ１６６で、変数ｇが変数ｗと等
しいと判定された場合（現在有効なlicense_keywが得ら
れた場合）、ステップＳ１６９に進み、次式から暗号鍵
sk'が演算される。 sk'＝Dec（license_keyw，ｅ）
【０１８１】以上のように、license_key（＝lk）を適
宜更新するようにすれば、より安全性を高めることがで
きる。
【０１８２】なお、図２５と図２６に示した処理例の場
合、バージョンを表す変数ｇをソース側からシンク側に
伝送するようにしたが、これを伝送しないで、license_
keyを更新することも可能である。この場合、図２５の
処理に続いて、図２７に示す処理が実行される。
【０１８３】すなわち、この例の場合、ステップＳ１６
３で、DVDプレーヤ１からパーソナルコンピュータ２に
対して、暗号化データｅだけが伝送され、バージョンを
表す変数ｇは伝送されない。ステップＳ１６４で、パー
ソナルコンピュータ２がこの暗号化データｅを受信する
と、ステップＳ１６５で、この暗号化データｅをlicens
e_keyを用いて復号する処理が、次式で示すように実行
される。 sk'＝Dec（license_key，ｅ）
【０１８４】また、ステップＳ１６６で、DVDプレーヤ
１は、ステップＳ１６１で生成した暗号鍵skを用いて、
送出するデータを暗号化し、伝送する。パーソナルコン
ピュータ２は、ステップＳ１６７でこれを受信すると、
ステップＳ１６８で、ステップＳ１６５で求めた暗号鍵
sk'を用いて、復号する処理を実行する。次に、ステッ
プＳ１６９で、復号した結果得られたデータが正しいか
否かを判定する。この判定は、例えばMPEG方式のＴＳ(T
ransport Stream)パケットが受信されている場合には、
そのヘッダ部分に、同期合わせのためのコード（１６進
表示で４７）が挿入されているので、このコードが完全
であるか否かをチェックすることで行うことができる。
【０１８５】正しい復号ができなかった場合には、ステ
ップＳ１７０に進み、パーソナルコンピュータ２は、次
式に従って、license_keyを更新する。 license_key＝hash（license_key）
【０１８６】次に、ステップＳ１７１に進み、ステップ
Ｓ１７０で求めたlicense_keyを鍵として、ステップＳ
１６４で受信した暗号化データｅを、次式に従って復号
する。 sk'＝Dec（license_key，ｅ）
【０１８７】そして、ステップＳ１６８に戻り、ステッ
プＳ１７１で求めた暗号鍵sk'を用いて、ステップＳ１
６７で受信した暗号化されているデータを復号する。ス
テップＳ１６９では、正しい復号が行われたか否かを再
び判定する。以上のようにして、ステップＳ１６９で正
しい復号が行われたと判定されるまで、ステップＳ１７
０，Ｓ１７１，Ｓ１６８の処理が繰り返し実行される。
【０１８８】以上のようにしても、license_keyを更新
することができる。
【０１８９】また、ソース側における暗号鍵の生成処理
とシンク側における復号鍵（暗号鍵）の生成処理は、そ
れぞれ処理対象とするデータと同期を取る必要がある。
【０１９０】例えば、図２１に示すソース側の１３９４
インタフェース２６において、LFSR５０１乃至排他的論
理和回路５０８で生成する暗号鍵と、これを用いて暗号
化するデータとしての平文の位相関係が、図２２に示す
シンク側の１３９４インタフェース３６において、LFSR
６０１乃至排他的論理和回路６０８で生成される暗号鍵
と、この暗号鍵を用いて復号される暗号文の位相関係と
一致している必要がある。そこで、図示は省略している
が、図２１の１３９４インタフェース２６においては、
入力される平文に同期して暗号鍵が生成されるようにな
されており、また、図２２の１３９４インタフェース３
６においては、入力される暗号文に同期して、暗号鍵が
生成されるようになされてる。
【０１９１】従って、例えばソース側から１３９４バス
１１を介してシンク側に送出された暗号文を構成するパ
ケットや所定のビットが何らかの理由で欠落してしまっ
たような場合、ソース側における平文と暗号鍵の位相に
対応する位相を、シンク側の暗号文と暗号鍵において保
持することができなくなる。そこで、両者の位相関係が
所定のタイミングで確実に更新される（初期化される）
ようにすることができる。図２８は、このような処理を
行う場合の構成例を表している。
【０１９２】すなわち、この構成例においては、排他的
論理和回路９０１が、乱数発生器９０３が発生する乱数
と、入力される平文の排他的論理和を演算し、排他的論
理和回路９０４と演算回路９０２に出力するようになさ
れている。演算回路９０２にはまた、セッションキーＳ
も入力されている。演算回路９０２は、セッションキー
Ｓと排他的論理和回路９０１の出力Ciに対して、所定の
演算を施して、その演算結果を乱数発生器９０３に出力
するようになされている。
【０１９３】排他的論理和回路９０４は、排他的論理和
回路９０１より入力されたデータと、時変キーｉの排他
的論理和を演算し、暗号文として１３９４バス１１に出
力するようになされている。
【０１９４】同様に、シンク側においては、排他的論理
和回路９１１が１３９４バス１１を介して入力される暗
号文と、時変キーｉの排他的論理和を演算し、排他的論
理和回路９１２と演算回路９１３に出力している。演算
回路９１３には、セッションキーＳも入力されている。
演算回路９１３は、排他的論理和回路９１１からの入力
Ciと、セッションキーＳに対して所定の演算を施して、
その演算結果を乱数発生器９１４に出力している。乱数
発生器９１４は、演算回路９１３から入力される値を初
期値として乱数を発生し、発生した乱数を排他的論理和
回路９１２に出力している。排他的論理和回路９１２
は、排他的論理和回路９１１より供給される暗号文と、
乱数発生器９１４より入力される乱数との排他的論理和
を演算し、暗号文を復号して平文として出力するように
なされている。
【０１９５】乱数発生器９０３は、例えば図２９に示す
ように、LFSR９３１乃至クロッキングファンクション９
３６により構成されている。これらは、図２１に示した
LFSR５０１乃至クロッキングファンクション５０６と同
様の構成とされている。
【０１９６】なお、図示は省略するが、シンク側の乱数
発生器９１４も、図２９に示した構成と同様に構成され
ている。
【０１９７】また、ソース側の演算回路９０２とシンク
側の演算回路９１３は、それぞれ図３０のフローチャー
トに示すような処理を実行するように構成されている。
【０１９８】次に、その動作について説明する。
【０１９９】ソース側の演算回路９０２は、排他的論理
和回路９０１からの入力Ciに、所定の関数ｆを適用し
て、Viを演算する機能、すなわち、次式を演算する機能
を有している。 Vi＝ｆ（Ｓ，Ci）
【０２００】ステップＳ２０１では、上記式におけるCi
に０を初期設定して次式が演算される。 V0＝ｆ（Ｓ，０）
【０２０１】演算回路９０２は、ステップＳ２０１で演
算した値を、ステップＳ２０２で乱数発生器９０３に出
力する。乱数発生器９０３では、演算回路９０２の出力
V0が、LFSR９３１乃至９３３に入力され、初期設定され
る。そして、図２１に示した場合と同様にして、乱数が
生成され、加算器９３５から出力される。この乱数が排
他的論理和回路９０１に供給される。
【０２０２】排他的論理和回路９０１は、この乱数と入
力された平文との排他的論理和を演算し、演算結果Ciを
演算回路９０２に供給する。
【０２０３】演算回路９０２においては、次に、ステッ
プＳ２０３において、変数ｉに１が初期設定され、ステ
ップＳ２０４において、排他的論理和回路９０１から入
力されたデータがCiに設定される。
【０２０４】次に、ステップＳ２０５に進み、演算回路
９０２は、次式を演算する。 Vi＝ｆ（Ｓ，Ci）＋Vi-1
【０２０５】いまの場合、ｉ＝１であるから、次式が演
算される。 V1＝ｆ（Ｓ，C1）＋V0
【０２０６】次に、ステップＳ２０６に進み、いま取り
込まれたデータCiが予め設定してある所定の値Ｔと等し
いか否かが判定される。両者の値が等しくない場合、ス
テップＳ２０７に進み、変数ｉが１だけインクリメント
された後、ステップＳ２０４に戻る。すなわち、いまの
場合、ｉ＝２とされ、次に入力されたデータがC2に設定
される。
【０２０７】次に、ステップＳ２０５で次式が演算され
る。 V2＝ｆ（Ｓ，C2）＋V1
【０２０８】ステップＳ２０６では、C2の値が所定の値
Ｔと等しいか否かが判定され、等しくなければ、ステッ
プＳ２０７に進み、変数ｉが１だけインクリメントさ
れ、再びステップＳ２０４以降の処理が実行される。
【０２０９】ステップＳ２０６において、Ciの値が所定
の値Ｔと等しいと判定された場合、ステップＳ２０８に
進み、ステップＳ２０５で演算された値Viが乱数発生器
９０３に出力される。乱数発生器９０３では、ステップ
Ｓ２０２で説明した場合と同様に、この値がLFSR９３１
乃至９３３に初期値として設定される。そして、この初
期値に対応する乱数が加算器９３５から出力される。
【０２１０】演算回路９０２は、Viを乱数発生器９０３
に出力した後、ステップＳ２０３に戻り、変数ｉを１に
初期設定した後、それ以降の処理を繰り返し実行する。
【０２１１】いま、例えばＴの値が８ビットで表される
ものとし、Ciの値は、その発生確率が均等であるとする
と、２５６（＝２8）回に１回の割合で、Ciの値はＴと
等しくなることになる。従って、乱数発生器９０３の発
生する乱数は、２５６回に１回の割合で初期化（更新）
されることになる。
【０２１２】排他的論理和回路９０１より出力されたデ
ータは、排他的論理和回路９０４に入力され、時変キー
ｉとの排他的論理和が演算された後、暗号文として１３
９４バス１１に出力される。
【０２１３】シンク側においては、排他的論理和回路９
１１が、１３９４バス１１を介して入力された暗号文
と、時変キーｉの排他的論理和を演算し、その演算結果
Ciを、演算回路９１３に出力している。演算回路９１３
は、上述したソース側の演算回路９０２と同様の処理を
実行し、２５６回に１回の割合で、乱数発生器９１４に
初期値Viを供給する。乱数発生器９１４は、入力された
値Viを初期値として乱数を発生し、発生した乱数を排他
的論理和回路９１２に出力する。排他的論理和回路９１
２は、入力された乱数と、排他的論理和回路９１１より
入力された暗号化されているデータとの排他的論理和を
演算し、演算結果を平文として出力する。
【０２１４】このように、演算回路９１３は、排他的論
理和回路９１１が暗号データを２５６回出力すると１回
の割合で初期値を発生する。従って、シンク側に１３９
４バス１１を介して入力される暗号データに欠落が生じ
たとしても、シンク側の暗号文と乱数の位相関係は、暗
号データ２５６個に１個の割合で初期化されるため、そ
の時点で位相関係が回復することになる。
【０２１５】なお、演算回路９０２または演算回路９１
３が初期値を出力するのは、Ｔ＝Ciとなった場合である
から、２５６回に１回の割合で定期的に初期値が出力さ
れるのではなく、平均すると確率的にそのようになるに
すぎない。
【０２１６】なお、送信または受信した暗号データの数
をカウントして、同様の処理を実行させるようにするこ
とも可能であるが、そのようにすると、１３９４バス１
１上でデータが欠落すると、ソース側におけるデータの
カウント値とシンク側におけるデータのカウント値とが
異なる値となってしまい、結局、両者の同期を取ること
ができなくなってしまう。そこで、上記した実施の形態
のようにするのが好ましい。
【０２１７】また、乱数発生器９０３または乱数発生器
９１４に供給する初期値としては、排他的論理和回路９
０１または９１１の出力するデータCiをそのまま利用す
ることも可能である。しかしながら、このデータCiは、
１３９４バス１１上を伝送されるデータであり、盗まれ
るおそれがある。そこで、データCiを初期値として直接
利用せず、これに対して所定の演算を施すことによって
生成された値Viを初期値とするようにすれば、より安全
性を高めることができる。
【０２１８】ところで、IEEE１３９４バス１１のデータ
転送方式には、asynchronous転送とisochronous転送の
２つの方法がある。このうちのasynchronous転送は、２
つの機器間での１対１の転送であり、isochronous転送
は、１つの機器から１３９４バス１１上のすべての機器
に対する同報通信であると考えることができる。従っ
て、例えば図４などに示した認証、鍵共有プロトコルの
通信は、同報する必要がないので、asynchronous転送で
行われるのが普通である。
【０２１９】いま、図４の認証、鍵共有プロトコルにお
いて、例えばパーソナルコンピュータ２が不正な機器
で、license_keyを持っていない場合にも、DVDプレーヤ
１からｅを送ってもらうことができる。ここでｅは、セ
ッションキーskを鍵lkで暗号化した暗号文である。不正
な機器であるパーソナルコンピュータ２は、license_ke
yを持っていないので、ｅを復号して正しいskを得るこ
とはできないが、ｅが暗号解読に用いられるおそれがあ
る。
【０２２０】なんらかの理由によりパーソナルコンピュ
ータ２がセッションキーskを得た場合には、平文skと鍵
lkを用いて暗号化した暗号文ｅの両方を手に入れたこと
になる。その結果、これらが暗号解読に用いられるおそ
れがある。さらにいえば、攻撃者が平文と暗号文の組を
たくさん知るほど、一般的に暗号解読が容易になる。
【０２２１】また、不正なパーソナルコンピュータ２が
ＩＤをDVDプレーヤ１に教える際に、虚偽のＩＤを教え
ると、DVDプレーヤ１は、この虚偽のＩＤに基づいて鍵l
kを計算し、これに基づいてセッションキーskを暗号化
して送り返してしまう。このような操作を繰り返すこと
により、パーソナルコンピュータ２は、ひとつの平文sk
を複数の暗号鍵lkでそれぞれ暗号化した、複数の暗号文
ｅを手に入れることができることになる。
【０２２２】図３１は、この点を考慮して、シンク機器
が不正な機器であった場合には、あるセッションキーsk
を鍵lkで暗号化した暗号文ｅが２つ以上は、そのシンク
機器にわたらないようにする処理例を表している。この
図３１における処理は、基本的に、図４に示した処理と
同様であるが、ソース機器がシンク機器に対してＩＤを
要求する以前に、いくつかの処理が設けられている。
【０２２３】すなわち、図３１の処理例においては、ス
テップＳ２０１において、シンク機器としてのパーソナ
ルコンピュータ２が、ソース機器としてのDVDプレーヤ
１に対して認証プロトコルの開始を要求する認証要求を
転送する。この認証要求は、プロトコルの他の転送と同
様に、asynchronous転送によって行われる。
【０２２４】IEEE１３９４バス１１では、それに接続さ
れているそれぞれの機器が、バスリセット時に固有のノ
ード番号が割り当てられ、各機器は、このノード番号に
よって、送信機器、受信機器の指定、識別を行うように
している。
【０２２５】図３２は、asynchronousパケットのひとつ
である、write request for data quadletパケットのフ
ォーマットを示している。同図におけるdestination_ID
は、受信機器のノード番号を示し、source_IDは、送信
機器のノード番号を示している。認証要求を表すパケッ
トでは、quadlet_dataの位置に、あらかじめ定められた
認証要求を表すデータが挿入される。
【０２２６】DVDプレーヤ１は、ステップＳ２０２で認
証要求を表すasynchronousパケットを受け取ると、その
パケットを送信した機器のノード番号であるsource_ID
を読み取る。そして、ステップＳ２０３において、DVD
プレーヤ１は、現在のセッションキーskに関して、この
ノード番号の機器に対して、暗号文ｅを既に送っている
か否かを判定する。暗号文ｅを既に送ったことがある場
合には、DVDプレーヤ１は、パーソナルコンピュータ２
に対する認証プロトコルの処理を終了する。これに対し
て、パーソナルコンピュータ２に対して、まだ暗号文ｅ
をまだ送信したことがない場合には、さらにステップＳ
２０４以降の認証プロトコルが実行される。
【０２２７】このステップＳ２０４乃至ステップＳ２１
３の処理は、図４におけるステップＳ１乃至ステップＳ
１０の処理と同様の処理である。
【０２２８】このような処理が行われた後、DVDプレー
ヤ１は、ステップＳ２１４において、ステップＳ２１３
で読み取ったパーソナルコンピュータ２のノード番号
を、EEPROM２７に記憶する。このノード番号は、DVDプ
レーヤ１が現在のセッションキーskを使い続ける限り保
存される。そして、セッションキーskを変更するとき、
消去される。
【０２２９】以上のようにすることにより、ひとつのシ
ンク機器がひとつのセッションキーskについて得られる
暗号文ｅの数は高々ひとつであるプロトコルを構成する
ことができる。これにより、より安全性を高めることが
可能となる。
【０２３０】ところで、図４の認証プロトコルのステッ
プＳ７においては、ソース機器がシンク機器に対して送
るべきセッションキーskを鍵lkを用いて暗号化し、ｅを
生成している。この暗号アルゴリズムのうちで広く用い
られているものにブロック暗号がある。このブロック暗
号は、平文の一定の長さのブロックを単位として暗号化
処理を行うものであり、よく知られているものとして、
DES暗号がある。このDES暗号は、平文の６４ビットのブ
ロックを６４ビットの暗号文に変換する暗号アルゴリズ
ムである。
【０２３１】いま、図４のステップＳ７において、使用
する暗号アルゴリズムをｎビットの平文をｎビットの暗
号文に変換するｎビットブロック暗号とし、セッション
キーskのビット長をｎビットとする。また、ｎビットの
セッションキーskを、この暗号アルゴリズムに入力し、
鍵lkを用いて変換された結果のｎビットを、そのままｅ
とするものとする。
【０２３２】この場合、ソース機器が所定のシンク機器
に対して、以前に使用したことのあるセッションキーsk
を送ろうとした場合、暗号アルゴリズムの入力と鍵が同
一であるため、ｅも以前使われたものと同じになり、例
えばｅを盗聴した不正者に、以前と同じセッションキー
skが使われているという情報を与えてしまうことにな
る。
【０２３３】図３３は、この点を考慮した認証プロトコ
ルの例を表している。図３３におけるステップＳ２２１
乃至ステップＳ２２６までの処理は、図４におけるステ
ップＳ１乃至ステップＳ６の処理と同様の処理であるの
で、ここではその説明を省略する。
【０２３４】ステップＳ２２７において、ソース機器は
ｎビットの乱数ｒを生成し、ステップＳ２２８におい
て、次式に従って、暗号ｒとセッションキーskの連結を
鍵lkで暗号化する。 ｅ＝Enc（lk ｒ || sk）
【０２３５】このとき、CBCモードという暗号モードが
用いられる。図３４は、このCBCモードの構成を表して
いる。同図において、左側半分が暗号化処理を、右側半
分が復号化処理を、それぞれ表している。レジスタ１０
０３とレジスタ１０１２には、同一の値の初期値ＩＶが
格納されている。この初期値ＩＶは、システム全体で固
定されている。
【０２３６】暗号化処理においては、まず、平文のｎビ
ットの第１ブロックがレジスタ１００３の値ＩＶと排他
的論理和演算回路１００１において排他的論理和演算さ
れ、その結果が暗号器１００２に入力される。暗号器１
００２のｎビットの暗号文は、第１ブロックとして通信
路に送信されるとともに、レジスタ１００３に格納され
る。
【０２３７】平文のｎビットの第２ブロックが入力され
ると、この第２ブロックは、レジスタ１００３に格納さ
れているｎビットの暗号文の第１ブロックと排他的論理
和回路１００１において排他的論理和演算される。その
演算結果は、暗号器１００２に入力され、暗号化され
る。暗号器１００２の出力するｎビットの暗号文は、第
２ブロックの暗号文として通信路に送信されるととも
に、レジスタ１００３に格納される。以上の処理が繰り
返し実行される。
【０２３８】一方、復号側においては、通信路を介して
伝送されてきた暗号文の第１ブロックが復号器１０１１
により復号され、排他的論理和回路１０１３において、
レジスタ１００２に保持されている初期値ＩＶと排他的
論理和演算され、平文の第１ブロックが生成される。
【０２３９】通信路を介して伝送されてきた第１ブロッ
クの暗号文は、レジスタ１０１２に保持される。そし
て、通信路を介して第２ブロックの暗号文が供給されて
きたとき、復号器１０１１が、この第２ブロックの暗号
文を復号し、排他的論理和回路１０１３に供給する。排
他的論理和回路１０１３は、復号器１０１１の出力する
第２ブロックの復号結果とレジスタ１００２に保持され
ている第１ブロックの暗号文との排他的論理和を演算
し、第２ブロックの平文を生成する。
【０２４０】第２ブロックの暗号文はまた、レジスタ１
０１２に保持される。
【０２４１】以上のような処理が繰り返し実行され、復
号化処理が行われる。
【０２４２】なお、CBCモードに関しては、Bruce Schne
ier著のApplied Cryptography (Second edition)に詳述
されている。
【０２４３】図３３に戻って、ステップＳ２２８におい
ては、ｎビットの乱数ｒを平文の第１ブロックとし、セ
ッションキーskを平文の第２ブロックとして暗号プロト
コルに入力する。従って、第１ブロックの乱数ｒは、レ
ジスタ１００３に保持されている初期値ＩＶと排他的論
理和演算された後、暗号器１００２で鍵lkを用いて暗号
化される。従って、暗号器１００２から、Enc( lk, r
(+)IV ) が出力される。
【０２４４】この暗号器１００２の出力がレジスタ１０
０３に保持され、第２ブロックの平文としてのセッショ
ンキーskが入力されてきたとき、排他的論理和回路１０
０１で排他的論理和が演算される。従って、このとき、
暗号器１００２の出力は、Enc( lk, sk(+)Enc( lk,r(+)
IV )) となる。
【０２４５】ソース機器は、ステップＳ２２９におい
て、２つのブロックの連結を次式で示すように演算し、
シンク機器に送信する。 ｅ＝Enc( lk, r(+)IV ) || Enc( lk, sk(+)Enc( lk, r
(+)IV ))
【０２４６】シンク機器側においては、ステップＳ２３
０で送信されてきたｅを受け取り、ステップＳ２３１に
おいて、EEPROM５０に記憶されているlicense_keyを用
いて、これを復号する。復号して得られた結果のうち、
第１ブロックをr'とし、第２ブロックをsk'とする。
【０２４７】以上のようにして、シンク機器が正しいli
cense_keyを持っている場合においてのみ、sk = sk'と
なり、ソース機器側とシンク機器側において、セッショ
ンキーを共有することができる。
【０２４８】上述のｅの式が意味するところは、同一の
セッションキーskが２度以上用いられたとしても、乱数
ｒが変化すれば、ｅも変化するということである。この
ため、ｅを盗聴されたとしても、盗聴者にはセッション
キーskが同一であるかどうか不明であるため、安全性を
高めることができる。
【０２４９】なお、ブロック暗号の利用モードとしてよ
く知られているものに、上記したCBCモードの他、ECBモ
ード、CFBモード、OFBモードなどがある。このうちの後
者の２つはフィードバックを用いているので、図３３に
示した処理に用いることができる。また、これ以外の暗
号モードについても、フィードバックを用いるモードの
ものは、適用することが可能である。ブロック暗号の利
用モードについても、上記したApplied Cryptography
(Second edition)に詳述されている。
【０２５０】ところで、図４に示した処理例において
は、ソース機器がシンク機器に対してセッションキーsk
を暗号化した暗号文ｅを送り、正当なシンク機器のみ
が、この暗号文ｅを正しく復号してセッションキーskを
得られるので、実質的にソース機器がシンク機器を認証
していることになる。この方式では、ソース機器の認証
は行われていない。その結果、不正なソース機器がシン
ク機器に対して、でたらめなデータをｅとして送った場
合においても、シンク機器は、それを復号した結果をセ
ッションキーskとして受け入れてしまうことが起こりえ
る。そこで、これを防止するために、図３５に示すよう
な、処理を行うことができる。
【０２５１】この図３５の例においては、ステップＳ２
４１において、シンク機器としてのパーソナルコンピュ
ータ２が、あらかじめ定められているビット数（例えば
６４ビット）の乱数ｒを生成し、ステップＳ２４２にお
いて、これをソース機器としてのDVDプレーヤ１に送信
する。DVDプレーヤ１は、ステップＳ２４３において、
この乱数ｒを受信し、ステップＳ２４４において、パー
ソナルコンピュータ２に対して、ＩＤを要求する。ステ
ップＳ２４５でこれを受信したパーソナルコンピュータ
２は、ステップＳ２４６において、EEPROM５０に記憶さ
れているＩＤを読み出し、DVDプレーヤ１に送信する。D
VDプレーヤ１は、ステップＳ２４７で、このＩＤを受信
する。
【０２５２】DVDプレーヤ１はまた、ステップＳ２４８
において、次式に基づいて、鍵lkを生成する。 lk = hash( ID || service_key )
【０２５３】また、DVDプレーヤ１は、ステップＳ２４
９において、セッションキーskを生成する。
【０２５４】さらに、ステップＳ２５０において、DVD
プレーヤ１は、次式に基づいて、ｅを生成する。 ｅ = Enc( lk, r || sk )
【０２５５】このようにして生成されたｅは、ステップ
Ｓ２５１において、DVDプレーヤ１からパーソナルコン
ピュータ２に送信される。
【０２５６】なお、このときの暗号化モードとしては、
CBCモードなど、フィードバックを利用するものが使用
される。
【０２５７】ステップＳ２５２で、ｅを受信したパーソ
ナルコンピュータ２は、ステップＳ２５３において、ｅ
をlicense_keyを用いて復号した結果を、r'とsk'の連結
r'||sk'とする。
【０２５８】このとき、r'のビット数は、あらかじめ定
められているrのビット数と同じビット数になるように
する。
【０２５９】次に、ステップＳ２５４において、パーソ
ナルコンピュータ２は、r = r' が成り立つかどうかを
検査する。r = r' が成立する場合、パーソナルコンピ
ュータ２は、DVDプレーヤ１が正当な機器であることを
確認し、sk'をセッションキーとして受理する。これ
は、license_keyを用いて復号した結果のr'がrと等しく
なるような暗号文ｅを作成することができるのは、正し
い鍵lkを作成することが可能な機器だけであるからであ
る。
【０２６０】これに対して、r = r' が成立しない場合
には、パーソナルコンピュータ２は、DVDプレーヤ１
は、正当な機器ではないと判断し、sk'を破棄する。
【０２６１】以上のように認証方式を構成することで、
シンク機器がソース機器を認証することが可能となる。
また、このように認証することにより、図４の処理例に
おいて実現されていた、正当なシンク機器だけが正しい
セッションキーを得ることができる、という特徴も満足
している。
【０２６２】図３６には、上記と同じ、シンク機器がソ
ース機器の正当性を確認できる認証方式の、別の処理例
が示されている。本処理例において、ステップＳ２６１
からステップＳ２６６の処理は、図４のステップＳ１か
らステップＳ６と同様であるので、その説明は省略す
る。
【０２６３】ステップＳ２６７において、DVDプレーヤ
１は時刻情報をTとする。この時刻情報として具体的に
は、例えば、IEEE１３９４規格において定められてい
る、３２ビットのCYCLE_TIMEレジスタの値を使用する。
【０２６４】CYCLE_TIMEレジスタはIEEE１３９４バス上
における機器の時刻情報を一定にするために用いられ、
バス上に１つあるサイクルマスターと呼ばれる機器から
の同報パケットによって各機器のCYCLE_TIMEレジスタが
一様に更新される。さらにバス上に共通の24.576MHzの
クロックによってもCYCLE_TIMEレジスタが１ずつ加算さ
れるので、レジスタは約４０ナノ秒毎に１度加算され
る。このことにより、バス上の各機器間の時計合わせが
行える。
【０２６５】DVDプレーヤ１は、ステップＳ２６８にお
いて、T||skをlkで暗号化してeを得て、ステップＳ２６
９でパーソナルコンピュータ２に送信する。暗号化の際
の暗号モードとしては、CBCモードなど、フィードバッ
クを利用するものが使用される。
【０２６６】パーソナルコンピュータ２はステップＳ２
７０でｅを受信し、ステップＳ２７１でlicense_keyを
用いてこれを復号し、その結果をT'||sk' とおく。この
際、T'の部分のビット数を３２ビットとする。
【０２６７】ステップＳ２７２で、T'の正当性を検査す
る。この検査では、パーソナルコンピュータ２自身が持
つCYCLE_TIMEレジスタの値と、T'の値を比較し、その差
が例えば１００ミリ秒以内であればこれを正しいとし、
それを越えていれば不正であるとする。
【０２６８】この検査に合格した場合、パーソナルコン
ピュータ２はDVDプレーヤ１が正当な機器であると判断
して、sk'をセッションキーとして受理し、不合格の場
合にはパーソナルコンピュータ２はDVDプレーヤ１が不
正な機器であるとしてsk'を破棄する。これは、license
_keyを用いて復号した結果が正しいT'となるような暗号
文を生成できるのは、正しいlkを作れる機器だけである
ためである。
【０２６９】以上のように認証方式を構成することによ
り、シンク機器がソース機器を認証できる方式とするこ
とが可能となる。加えて、この方式でも、図４の処理例
で実現されていた、正当なシンク機器だけが正しいセッ
ションキーを得ることができる、という特徴も満たして
いる。
【０２７０】図４の処理例においては、license_keyを
所有している正当なシンク機器のみがｅを正しく復号し
てsk=sk'なるsk'を得ることが出来るので、実質的にソ
ース機器がシンク機器を認証する方式を構成している。
しかし、この方式ではシンク機器が不正デバイスである
場合にも、セッションキーをlkを用いて暗号化した暗号
文ｅを得ることができてしまう。不正デバイスであるシ
ンク機器はｅを用いて暗号解読を行ってセッションキー
skを得ようとする可能性がある。
【０２７１】この問題に対し、図３７に示す認証方式の
処理例では、ソース機器がシンク機器を正当なものであ
ると確認した後に、セッションキーを暗号化した暗号文
を送るようにしている。図３７の処理例を説明する。以
下の処理例において、暗号化を行う際の暗号モードは、
CBCモードなど、フィードバックを利用するものを使用
する。
【０２７２】ステップＳ２８１からステップＳ２８５は
図４の処理例のステップＳ１からステップＳ５と同様で
あるので説明を省略する。ステップＳ２８６において、
DVDプレーヤ１はあらかじめ定められたビット数（例え
ば６４ビット）の乱数r1とr2を生成し、その連結をM1と
する。ステップＳ２８７において、M1を鍵lkで暗号化し
てXを作り、ステップＳ２８８でXをパーソナルコンピュ
ータ２に送る。
【０２７３】ステップＳ２８９でXを受け取ったパーソ
ナルコンピュータ２は、ステップＳ２９０で、license_
keyを用いてこれを復号し、あらかじめ定められたビッ
ト数（例えば６４ビット）ごとに分割してr1'||r2'とす
る。次にステップＳ２９１であらかじめ定められたビッ
ト数（例えば６４ビット）の乱数r3を生成し、ステップ
Ｓ２９２で、r3とr2'を連結してM2を得る。ステップＳ
２９３で、M2をlicense_keyを用いて暗号化してYを得、
ステップＳ２９４で、YをDVDプレーヤ１に送信する。
【０２７４】ステップＳ２９５でYを受信したDVDプレー
ヤ１は、ステップＳ２９６でlkを用いてこれを復号し、
あらかじめ定められたビット数（例えば６４ビット）ご
とに分割してr3'||r2''とする。ステップＳ２９７にお
いて、r2''と先に送ったr2が等しいかどうかを検査す
る。この検査に失敗した場合、DVDプレーヤ１はパーソ
ナルコンピュータ２が正当な機器ではないと判断して認
証プロトコルをそこで終了する。この検査に合格した場
合、ステップＳ２９８においてDVDプレーヤ１はセッシ
ョンキーskを生成し、ステップＳ２９９において、r3'
とskを連結することによりM3を得る。ステップＳ３００
でM3を鍵lkを用いて暗号化して暗号文Zを得て、ステッ
プＳ３０１でこれをパーソナルコンピュータ２に送信す
る。
【０２７５】パーソナルコンピュータ２はステップＳ３
０２でZを受信し、ステップＳ３０３でZをlicense_key
で復号し、あらかじめ定められたビット数（例えば６４
ビット）ごとに分割してr3''||sk'とする。ステップＳ
３０４において、r3''が先に送信したr3と等しいかどう
かを検査する。 この検査に失敗した場合、パーソナル
コンピュータ２はDVDプレーヤ１が正当な機器ではない
と判断して認証プロトコルを終了する。この検査に合格
した場合、パーソナルコンピュータ２はsk'をセッショ
ンキーskとして受理する。
【０２７６】以上のように認証プロトコルを構成するこ
とにより、ソース機器はシンク機器が正当な機器である
ことを認証した後にセッションキーskを暗号化した暗号
文をシンク機器に対して送ることができる。また本処理
例では図３３に示した処理例と同様に、たとえソース機
器が以前使ったものと同じセッションキーskを用いたと
しても、それを鍵lkによって暗号化した暗号文が以前の
ものと変わるので、情報が漏れにくいという性質も有し
ている。
【０２７７】ただし、図３７の処理例においては、使用
している暗号アルゴリズムがnビットのもので、r1,r2,r
3,skのビット数もnビットである時には、問題がある。
もしソース機器が不正デバイスであった場合でも、ステ
ップＳ３００において、Zの前半nビットとして、ステッ
プＳ２９５で受信したYの前半nビットをそのまま使うこ
とにより、シンク機器のステップＳ３０３の検査をパス
することができてしまう。
【０２７８】この問題に鑑みて、ソース機器がシンク機
器の正当性を確認した後にセッションキーを暗号化した
暗号文を送信するのみならず、シンク機器がソース機器
の正当性を確認できる認証プロトコルの処理例を図３８
から図４０に示す。図３８と図３９の処理例は図３７の
処理例の変形例である。
【０２７９】図３８に示した認証プロトコルの処理例を
説明する。以下の処理例において、暗号化を行う際の暗
号モードは、CBCモードなど、フィードバックを利用す
るものを使用する。
【０２８０】ステップＳ３１１からステップＳ３２７は
図３７のステップＳ２８１からステップＳ２９７と同様
なので説明は省略する。ステップＳ３２８において、DV
Dプレーヤ１はあらかじめ定められたビット数（例えば
６４ビット）の乱数r4とセッションキーskを生成する。
ステップＳ３２９においてr4とr3'とskを連結してM3を
作り、ステップＳ３３０においてM3を鍵lkで暗号化して
Zを計算し、ステップＳ３３１においてZをパーソナルコ
ンピュータ２に送信する。
【０２８１】ステップＳ３３２でZを受信したパーソナ
ルコンピュータ２は、ステップＳ３３３でこれをlicens
e_keyを用いて復号し、その結果をあらかじめ定められ
たビット数（例えば６４ビット）ごとに分割してr4'||r
3''||sk'とする。ステップＳ３３４でr3''が先に送信し
たr3と等しいかどうかを検査し、等しい場合のみsk'を
セッションキーとして受理する。
【０２８２】以上のように認証プロトコルを構成すれ
ば、ソース機器がシンク機器の正当性を確認した後にセ
ッションキーを暗号化した暗号文を送信するのみなら
ず、シンク機器がソース機器の正当性を確認できる。
【０２８３】図３９の処理例も図３７の処理例の変形例
である。以下の説明において、暗号化を行う際の暗号モ
ードは、CBCモードなど、フィードバックを利用するも
のを使用する。
【０２８４】図３９のステップＳ３５１からステップＳ
３６１は図３７のステップＳ２８１からステップＳ２９
１と同様であるので説明は省略する。ステップＳ３６２
において、パーソナルコンピュータ２はM2をr2'||r3と
して生成する。ステップＳ３６３において、M2をlicens
e_keyで暗号化してYを得、ステップＳ３６４でDVDプレ
ーヤ１に送信する。
【０２８５】ステップＳ３６５でYを受信したDVDプレー
ヤ１は、ステップＳ３６６でこれを鍵lkを用いて復号し
てその結果をあらかじめ定められたビット数（例えば６
４ビット）ごとに分割してr2''||r3とおく。ステップＳ
３６７において、r2''が先に送信したr2と等しいかどう
かを検査する。この検査に失敗した場合、DVDプレーヤ
１はパーソナルコンピュータ２が正当な機器ではないと
判断して認証プロトコルをそこで終了する。この検査に
合格した場合、ステップＳ３６８においてDVDプレーヤ
１はセッションキーskを生成し、ステップＳ３６９にお
いて、r3'とskを連結することによりM3を得る。ステッ
プＳ３７０でM3を鍵lkを用いて暗号化して暗号文Zを得
て、ステップＳ３７１でこれをパーソナルコンピュータ
２に送信する。
【０２８６】パーソナルコンピュータ２はステップＳ３
７２でZを受信し、ステップＳ３７３でZをlicense_key
で復号し、あらかじめ定められたビット数（例えば６４
ビット）ごとに分割してr3''||sk'とする。ステップＳ
３７４において、r3''が先に送信したr3と等しいかどう
かを検査する。この検査に失敗した場合、パーソナルコ
ンピュータ２はDVDプレーヤ１が正当な機器ではないと
判断して認証プロトコルを終了する。この検査に合格し
た場合、パーソナルコンピュータ２はsk'をセッション
キーskとして受理する。
【０２８７】以上のように認証プロトコルを構成するこ
とにより、ソース機器はシンク機器が正当な機器である
ことを認証した後にセッションキーskを暗号化した暗号
文をシンク機器に対して送ることができ、またシンク機
器はソース機器が正当な機器であることを確認すること
ができる。また本処理例では図３３に示した処理例と同
様に、たとえソース機器が以前使ったものと同じセッシ
ョンキーskを用いたとしても、それを鍵lkによって暗号
化した暗号文が以前のものと変わるので、情報が漏れに
くいという性質も有している。
【０２８８】図４０に示す認証プロトコルの処理例も同
様の目的を満たすものである。以下の処理例において、
暗号モードとしてはCBCモードなどのフィードバックを
利用するものを使用するものとする。図４０において、
ステップＳ３８１からステップＳ３８４は図４のステッ
プＳ１からステップＳ４と同様なので説明は省略する。
ステップＳ３８５において、DVDプレーヤ１はあらかじ
め定められたビット数（例えば６４ビット）の乱数Rsrc
を生成し、ステップＳ３８６でパーソナルコンピュータ
２に送信する。
【０２８９】ステップＳ３８７でパーソナルコンピュー
タ２はRsrcを受信し、ステップＳ３８８であらかじめ定
められたビット数（例えば６４ビット）の乱数Rsnkを生
成し、ステップＳ３８９でRsnkとRsrcを連結してM1を生
成し、ステップＳ３９０でM1を鍵license_keyを用いて
暗号化してXを計算してステップＳ３９１でXを送信す
る。
【０２９０】DVDプレーヤ１はステップＳ３９２でXを受
信し、ステップＳ３９３でパーソナルコンピュータ２の
ＩＤとservice_keyからlkを計算し、ステップＳ３９４
でこのlkを用いてXを復号し、その結果をあらかじめ定
められたビット数（例えば６４ビット）ごとに分割して
Rsnk'||Rsrc'とする。ステップＳ３９５においてRsrc'
が先に送信したRsrcと等しいことを検査し、この検査に
合格しなければ、パーソナルコンピュータ２が不正デバ
イスであるとして認証プロトコルを終了する。この検査
に合格すれば、DVDプレーヤ１はステップＳ３９６でセ
ッションキーskを生成し、ステップＳ３９７でRsrcとRs
nk'とskを連結してM2を生成し、ステップＳ３９８でM2
を鍵lkを用いて暗号化してYを得、ステップＳ３９９で
パーソナルコンピュータ２に送信する。
【０２９１】ステップＳ４００でYを受信したパーソナ
ルコンピュータ２は、ステップＳ４０１で鍵license_ke
yを用いてYを復号してこの結果をあらかじめ定められた
ビット数（例えば６４ビット）ごとに分割してRsrc''||
Rsnk''||sk'とおく。ステップＳ４０２でRsnk''が先に
送信したRsnkと等しいことを検査する。この検査に失敗
した場合、パーソナルコンピュータ２は、DVDプレーヤ
１が不正デバイスであるとしてsk'を破棄する。この検
査に合格した場合には、パーソナルコンピュータ２はDV
Dプレーヤ１が正当なデバイスであることを認め、sk'を
セッションキーとして受理する。
【０２９２】以上のように認証プロトコルを構成するこ
とにより、ソース機器はシンク機器が正当な機器である
ことを認証した後にセッションキーskを暗号化した暗号
文をシンク機器に対して送ることができ、またシンク機
器はソース機器が正当な機器であることを確認すること
ができる。また本処理例では図３３に示した処理例と同
様に、たとえソース機器が以前使ったものと同じセッシ
ョンキーskを用いたとしても、それを鍵lkによって暗号
化した暗号文が以前のものと変わるので、情報が漏れに
くいという性質も有している。
【０２９３】以上においては、DVDプレーヤ１をソース
とし、パーソナルコンピュータ２と光磁気ディスク装置
３をシンクとしたが、いずれの装置をソースとするかシ
ンクとするかは任意である。
【０２９４】また、各電子機器を接続する外部バスも、
１３９４バスに限らず、種々のバスを利用することがで
き、それに接続する電子機器も、上述した例に限らず、
任意の装置とすることができる。
【０２９５】なお、上記各種の指令を実行するプログラ
ムは、磁気ディスク、CD-ROMディスクなどの提供媒体を
介してユーザに提供したり、ネットワークなどの提供媒
体を介してユーザに提供し、必要に応じて内蔵するRAM
やハードディスクなどに記憶して利用させるようにする
ことができる。
【０２９６】
【発明の効果】以上の如く、請求項１に記載の情報処理
装置、請求項７に記載の情報処理方法、および請求項１
３に記載の提供媒体によれば、第１のキーLKを、識別デ
ータと、所定の処理を施す情報に対応する第２のキーSV
Kに基づいて生成するようにしたので、安全性を向上す
ることが可能となる。
【０２９７】請求項１４に記載の情報処理装置、請求項
１８に記載の情報処理方法、および請求項１９に記載の
提供媒体によれば、他の情報処理装置からの識別データ
と第１のキーSVKに対して関数を適用して、第２のキーL
Kを生成し、第２のキーLKを用いて、第３のキーSKを暗
号化し、他の情報処理装置に伝送するようにしたので、
より安全に、適正な他の情報処理装置に対してだけ、所
定の情報処理を行わせるようにすることが可能となる。
【０２９８】請求項２０に記載の情報処理システム、請
求項２１に記載の情報処理方法、および請求項２２に記
載の提供媒体によれば、第２の情報処理装置の識別デー
タと第１のキーSVKに対して関数を適用して第２のキーL
K1生成し、第２のキーLK1を用いて第３のキーSK1を暗号
化して、第２の情報処理装置に伝送し、第２の情報処理
装置において、記憶している第４のキーLK2を用いて、
暗号化されている第３のキーSK1を復号するようにした
ので、より安全性の高い情報処理システムを実現するこ
とができる。
【０２９９】請求項２３に記載の情報処理装置、請求項
２７に記載の情報処理方法、および請求項２８に記載の
提供媒体によれば、第２のキーLK'を、第１のキーLK
と、関数Ｇの逆関数Ｇ^-1に基づいて生成するようにし
たので、より安全性を高めることができる。
【０３００】請求項２９に記載の情報処理装置、請求項
３０に記載の情報処理方法、および請求項３１に記載の
提供媒体によれば、他の情報処理装置の識別データと第
１のキーSVKに対して関数を適用して得られるデータＨ
から得られる疑似乱数pRNG(H)を用いて、第２のキーSK
を暗号化して、他の情報処理装置に伝送するようにした
ので、より安全な情報処理装置を実現することができ
る。
【０３０１】請求項３２に記載の情報処理システム、請
求項３３に記載の情報処理方法、および請求項３４に記
載の提供媒体によれば、第１の情報処理装置において、
第２の情報処理装置の識別データと、第１のキーSVKに
対して関数hを適用して得られるデータＨから生成した
疑似乱数pRNG(H)を用いて、第２のキーSKを暗号化し
て、第２の情報処理装置に伝送し、第２の情報処理装置
において、第４のキーLK'を、第３のキーLKと、関数Ｇ
の逆関数Ｇ^-1に基づいて生成するようにしたので、よ
り安全な情報処理システムを実現することが可能とな
る。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明を適用した情報処理システムの構成例を
示すブロック図である。
【図２】図１のDVDプレーヤ１、パーソナルコンピュー
タ２、および光磁気ディスク装置３の内部の構成例を示
すブロック図である。
【図３】認証処理を説明する図である。
【図４】認証処理を説明するタイミングチャートであ
る。
【図５】node_unique_IDのフォーマットを示す図であ
る。
【図６】他の認証処理を説明するタイミングチャートで
ある。
【図７】さらに他の認証処理を説明するタイミングチャ
ートである。
【図８】他の認証処理を説明するタイミングチャートで
ある。
【図９】他の認証処理を説明するタイミングチャートで
ある。
【図１０】暗号化処理を説明するブロック図である。
【図１１】図１０の１３９４インタフェース２６の構成
例を示すブロック図である。
【図１２】図１１の１３９４インタフェース２６のより
詳細な構成例を示すブロック図である。
【図１３】図１２のLFSR７２のより詳細な構成例を示す
ブロック図である。
【図１４】図１３のLFSR７２のより具体的な構成例を示
すブロック図である。
【図１５】図１０の１３９４インタフェース３６の構成
例を示すブロック図である。
【図１６】図１５の１３９４インタフェース３６のより
詳細な構成例を示すブロック図である。
【図１７】図１０の１３９４インタフェース４９の構成
例を示すブロック図である。
【図１８】図１７の１３９４インタフェース４９のより
詳細な構成例を示すブロック図である。
【図１９】図１０のアプリケーション部６１の構成例を
示すブロック図である。
【図２０】図１９のアプリケーション部６１のより詳細
な構成例を示すブロック図である。
【図２１】図１０の１３９４インタフェース２６の他の
構成例を示すブロック図である。
【図２２】図１０の１３９４インタフェース３６の他の
構成例を示すブロック図である。
【図２３】図１０の１３９４インタフェース４９の他の
構成例を示すブロック図である。
【図２４】図１０のアプリケーション部６１の他の構成
例を示すブロック図である。
【図２５】他の認証処理を説明するタイミングチャート
である。
【図２６】図２５に続くタイミングチャートである。
【図２７】図２５に続く他のタイミングチャートであ
る。
【図２８】本発明の情報処理システムの他の構成例を示
すブロック図である。
【図２９】図２８の乱数発生器９０３の構成例を示すブ
ロック図である。
【図３０】図２８の演算回路９０２の処理を説明するフ
ローチャートである。
【図３１】他の認証処理を説明するタイミングチャート
である。
【図３２】パケットフォーマットを示す図である。
【図３３】他の認証処理を説明するタイミングチャート
である。
【図３４】CBCモードの構成例を示すブロック図であ
る。
【図３５】他の認証処理を説明するタイミングチャート
である。
【図３６】他の認証処理を説明するタイミングチャート
である。
【図３７】他の認証処理を説明するタイミングチャート
である。
【図３８】他の認証処理を説明するタイミングチャート
である。
【図３９】他の認証処理を説明するタイミングチャート
である。
【図４０】他の認証処理を説明するタイミングチャート
である。
【図４１】従来の認証方法を説明するタイミングチャー
トである。
【符号の説明】
１ DVDプレーヤ， ２ パーソナルコンピュータ，
３ 光磁気ディスク装置， １１ １３９４バス， ２
０ ファームウェア， ２１ CPU， ２５ドライブ，
２６ １３９４インタフェース， ２７ EEPROM，
３１ CPU，３５ ドライブ， ３６ １３９４インタ
フェース， ３７ EEPROM， ４１CPU， ４７ ハー
ドディスク， ４８ 拡張ボード， ４９ １３９４イ
ンタフェース， ５０ EEPROM， ５１ 内部バス，
６１ アプリケーション部， ６２ ライセンスマネー
ジャ
───────────────────────────────────────────────────── フロントページの続き (72)発明者 佐藤 真 東京都品川区北品川６丁目７番35号 ソニ ー株式会社内 (72)発明者 嶋 久登 アメリカ合衆国 カリフォルニア州 サラ トガ パセオ・フローレス12610 (72)発明者 中野 雄彦 東京都品川区北品川６丁目７番35号 ソニ ー株式会社内 (72)発明者 浅野 智之 東京都品川区北品川６丁目７番35号 ソニ ー株式会社内

Claims (34)

    【特許請求の範囲】
  1. 【請求項１】 自分自身に固有の識別データと、他の情
    報処理装置から伝送されてきた所定の情報に所定の処理
    を施すことに対する許可に対応する第１のキーLKを記憶
    する記憶手段と、 所定の情報に対して許可された処理を行う処理手段とを
    備え、 前記第１のキーLKは、前記識別データと、所定の処理を
    施す前記情報に対応する第２のキーSVKに基づいて生成
    されていることを特徴とする情報処理装置。
  2. 【請求項２】 前記第１のキーLKを用いて、前記他の情
    報処理装置から伝送されてきた暗号化されている第３の
    キーSKを復号するキー復号手段をさらに備えることを特
    徴とする請求項１に記載の情報処理装置。
  3. 【請求項３】 前記第３のキーSKを用いて、前記他の情
    報処理装置から伝送されてくる暗号化されている情報を
    復号する情報復号手段をさらに備えることを特徴とする
    請求項２に記載の情報処理装置。
  4. 【請求項４】 前記第３のキーSKは、１つのセッション
    において不変の第４のキーSSと、前記セッション内にお
    いて変更される第５のキーSiとにより構成されているこ
    とを特徴とする請求項３に記載の情報処理装置。
  5. 【請求項５】 伝送されてきた情報を復号する乱数を発
    生する乱数発生手段と、 前記第４のキーSS、または前記乱数発生手段により発生
    された乱数で復号された情報を用いて、前記乱数発生手
    段が乱数を発生するときの初期値を演算する演算手段と
    をさらに備えることを特徴とする請求項４に記載の情報
    処理装置。
  6. 【請求項６】 前記記憶手段は、複数の前記第１のキー
    LKを記憶し、 前記キー復号手段は、前記他の情報処理装置から伝送さ
    れてきた、複数の前記第１のキーLKの中から、前記情報
    を識別する情報識別データに対応する前記第１のキーLK
    を選択し、前記第３のキーSKを復号することを特徴とす
    る請求項２に記載の情報処理装置。
  7. 【請求項７】 前記キー復号手段は、認証を行うための
    ソフトウエアプログラムにより構成されていることを特
    徴とする請求項２に記載の情報処理装置。
  8. 【請求項８】 前記キー復号手段は、前記キーを用いて
    暗号化されて伝送されたデータを復号化するためのハー
    ドウエアにより構成されていることを特徴とする請求項
    ２に記載の情報処理装置。
  9. 【請求項９】 前記他の情報処理装置から前記識別デー
    タの伝送の要求があったとき、前記識別データを前記他
    の情報処理装置に伝送する伝送手段をさらに備えること
    を特徴とする請求項１に記載の情報処理装置。
  10. 【請求項１０】 前記第１のキーLKを、所定の関数を用
    いて更新する更新手段をさらに備えることを特徴とする
    請求項１に記載の情報処理装置。
  11. 【請求項１１】 前記他の情報処理装置から伝送されて
    きた、暗号化されている情報を前記第３のキーSKを用い
    て復号した結果に対応して、前記第１のキーLKを更新す
    る更新手段をさらに備えることを特徴とする請求項３に
    記載の情報処理装置。
  12. 【請求項１２】 自分自身に固有の識別データと、他の
    情報処理装置から伝送されてきた所定の情報に所定の処
    理を施すことに対する許可に対応する第１のキーLKを記
    憶する記憶ステップと、 所定の情報に対して許可された処理を行う処理ステップ
    とを備え、 前記第１のキーLKは、前記識別データと、所定の処理を
    施す前記情報に対応する第２のキーSVKに基づいて生成
    されていることを特徴とする情報処理方法。
  13. 【請求項１３】 自分自身に固有の識別データと、他の
    情報処理装置から伝送されてきた所定の情報に所定の処
    理を施すことに対する許可に対応する第１のキーLKを記
    憶する記憶ステップと、 所定の情報に対して許可された処理を行う処理ステップ
    とを備え、 前記第１のキーLKは、前記識別データと、所定の処理を
    施す前記情報に対応する第２のキーSVKに基づいて生成
    されているプログラムを提供することを特徴とする提供
    媒体。
  14. 【請求項１４】 他の情報処理装置に伝送する情報に対
    応する第１のキーSVKと、所定の関数を記憶する記憶手
    段と、 前記他の情報処理装置から、それに割り当てられている
    識別データの伝送を受け、受信する受信手段と、 前記識別データと前記第１のキーSVKに対して前記関数
    を適用し、第２のキーLKを生成する第１の生成手段と、 第３のキーSKを生成する第２の生成手段と、 前記第２のキーLKを用いて、前記第３のキーSKを暗号化
    し、前記他の情報処理装置に伝送する暗号化手段とを備
    えることを特徴とする情報処理装置。
  15. 【請求項１５】 前記第２のキーLKを、前記所定の関数
    を用いて更新する更新手段をさらに備えることを特徴と
    する請求項１４に記載の情報処理装置。
  16. 【請求項１６】 前記他の情報処理装置に対して、前記
    暗号化手段により暗号化されたデータを既に送信したか
    否かを判定する判定手段をさらに備えることを特徴とす
    る請求項１４に記載の情報処理装置。
  17. 【請求項１７】 前記受信手段は、さらに、前記他の情
    報処理装置から認証の要求を受信し、 前記記憶手段は、さらに、前記他の情報処理装置がバス
    を介して通信を行う上において割り当てられている割り
    当て番号を記憶することを特徴とする請求項１４に記載
    の情報処理装置。
  18. 【請求項１８】 他の情報処理装置に伝送する情報に対
    応する第１のキーSVKと、所定の関数を記憶する記憶ス
    テップと、 前記他の情報処理装置から、それに割り当てられている
    識別データの伝送を受け、受信する受信ステップと、 前記識別データと前記第１のキーSVKに対して前記関数
    を適用し、第２のキーLKを生成する第１の生成ステップ
    と、 第３のキーSKを生成する第２の生成ステップと、 前記第２のキーLKを用いて、前記第３のキーSKを暗号化
    し、前記他の情報処理装置に伝送する暗号化ステップと
    を備えることを特徴とする情報処理方法。
  19. 【請求項１９】 他の情報処理装置に伝送する情報に対
    応する第１のキーSVKと、所定の関数を記憶する記憶ス
    テップと、 前記他の情報処理装置から、それに割り当てられている
    識別データの伝送を受け、受信する受信ステップと、 前記識別データと前記第１のキーSVKに対して前記関数
    を適用し、第２のキーLKを生成する第１の生成ステップ
    と、 第３のキーSKを生成する第２の生成ステップと、 前記第２のキーLKを用いて、前記第３のキーSKを暗号化
    し、前記他の情報処理装置に伝送する暗号化ステップと
    を備えるプログラムを提供することを特徴とする提供媒
    体。
  20. 【請求項２０】 第１の情報処理装置と第２の情報処理
    装置とにより構成される情報処理システムにおいて、 前記第１の情報処理装置は、 前記第２の情報処理装置に伝送する情報に対応する第１
    のキーSVKと、所定の関数を記憶する第１の記憶手段
    と、 前記第２の情報処理装置から、それに割り当てられてい
    る識別データの伝送を受け、受信する受信手段と、 前記識別データと前記第１のキーSVKに対して前記関数
    を適用し、第２のキーLK1を生成する第１の生成手段
    と、 第３のキーSK1を生成する第２の生成手段と、 前記第２のキーLK1を用いて、前記第３のキーSK1を暗号
    化し、前記第２の情報処理装置に伝送する暗号化手段と
    を備え、 前記第２の情報処理装置は、 自分自身に固有の前記識別データと、所定の情報に所定
    の処理を施すことに対する許可に対応する第４のキーLK
    2を記憶する第２の記憶手段と、 前記第４のキーLK2を用いて、前記第１の情報処理装置
    から伝送を受けた、暗号化されている前記第３のキーSK
    1を復号する復号手段とを備えることを特徴とする情報
    処理システム。
  21. 【請求項２１】 第１の情報処理装置と第２の情報処理
    装置とにより構成される情報処理システムの情報処理方
    法において、 前記第１の情報処理装置は、 前記第２の情報処理装置に伝送する情報に対応する第１
    のキーSVKと、所定の関数を記憶する第１の記憶ステッ
    プと、 前記第２の情報処理装置から、それに割り当てられてい
    る識別データの伝送を受け、受信する受信ステップと、 前記識別データと前記第１のキーSVKに対して前記関数
    を適用し、第２のキーLK1を生成する第１の生成ステッ
    プと、 第３のキーSK1を生成する第２の生成ステップと、 前記第２のキーLK1を用いて、前記第３のキーSK1を暗号
    化し、前記第２の情報処理装置に伝送する暗号化ステッ
    プとを備え、 前記第２の情報処理装置は、 自分自身に固有の前記識別データと、所定の情報に所定
    の処理を施すことに対する許可に対応する第４のキーLK
    2を記憶する記憶ステップと、 前記第４のキーLK2を用いて、前記第１の情報処理装置
    から伝送を受けた、暗号化されている前記第３のキーSK
    1を復号する復号ステップとを備えることを特徴とする
    情報処理方法。
  22. 【請求項２２】 第１の情報処理装置と第２の情報処理
    装置とにより構成される情報処理システムの、前記第１
    の情報処理装置を制御する第１のプログラムと、前記第
    ２の情報処理装置を制御する第２のプログラムとを提供
    する提供媒体において、 前記第１のプログラムは、 前記第２の情報処理装置に伝送する情報に対応する第１
    のキーSVKと、所定の関数を記憶する第１の記憶ステッ
    プと、 前記第２の情報処理装置から、それに割り当てられてい
    る識別データの伝送を受け、受信する受信ステップと、 前記識別データと前記第１のキーSVKに対して前記関数
    を適用し、第２のキーLK1を生成する第１の生成ステッ
    プと、 第３のキーSK1を生成する第２の生成ステップと、 前記第２のキーLK1を用いて、前記第３のキーSK1を暗号
    化し、前記第２の情報処理装置に伝送する暗号化ステッ
    プとを備え、 前記第２のプログラムは、 自分自身に固有の前記識別データと、所定の情報に所定
    の処理を施すことに対する許可に対応する第４のキーLK
    2を記憶する記憶ステップと、 前記第４のキーLK2を用いて、前記第１の情報処理装置
    から伝送を受けた、暗号化されている前記第３のキーSK
    1を復号する復号ステップとを備えることを特徴とする
    提供媒体。
  23. 【請求項２３】 第１のキーLk、第２のキーLk'、およ
    び所定の関数Ｇを記憶する記憶手段と、 他の情報処理装置から伝送されてきた所定の情報に対し
    て許可された処理を行う処理手段とを備え、 前記第２のキーLK'は、前記第１のキーLKと、前記関数
    Ｇの逆関数Ｇ^-1に基づいて生成されていることを特徴
    とする情報処理装置。
  24. 【請求項２４】 擬似乱数を発生する擬似乱数発生手段
    をさらに備え、 前記記憶手段は、自分自身に固有の識別データをさらに
    記憶することを特徴とする請求項２３に記載の情報処理
    装置。
  25. 【請求項２５】 前記第２のキーLk'は、前記識別デー
    タと、所定の処理を施す前記情報に対応する第３のキー
    SVKに基づいて生成されているデータＨを、前記擬似乱
    数発生手段に適用して得られる擬似乱数pRNG(H)と、前
    記第１のキーLKを前記擬似乱数発生手段に適用して得ら
    れる擬似乱数pRNG(LK)に基づいて生成されるデータＲ
    を、前記逆関数Ｇ^-1に適用して生成されていることを
    特徴とする請求項２４に記載の情報処理装置。
  26. 【請求項２６】 前記他の情報処理装置から伝送されて
    きた、前記擬似乱数pRNG(H)を用いて暗号化されている
    第４のキーSKを、前記第２のキーLK'を前記関数Ｇに適
    用して得られるデータＧ(LK')と、前記擬似乱数pRNG(L
    K)を用いて復号するキー復号手段をさらに備えることを
    特徴とする請求項２５に記載の情報処理装置。
  27. 【請求項２７】 第１のキーLk、第２のキーLk'、およ
    び所定の関数Ｇを記憶する記憶ステップと、 他の情報処理装置から伝送されてきた所定の情報に対し
    て許可された処理を行う処理ステップとを備え、 前記第２のキーLK'は、前記第１のキーLKと、前記関数
    Ｇの逆関数Ｇ^-1に基づいて生成されていることを特徴
    とする情報処理方法。
  28. 【請求項２８】 第１のキーLk、第２のキーLk'、およ
    び所定の関数Ｇを記憶する記憶ステップと、 他の情報処理装置から伝送されてきた所定の情報に対し
    て許可された処理を行う処理ステップとを備え、 前記第２のキーLK'は、前記第１のキーLKと、前記関数
    Ｇの逆関数Ｇ^-1に基づいて生成されているプログラム
    を提供することを特徴とする提供媒体。
  29. 【請求項２９】 他の情報処理装置に伝送する情報に対
    応する第１のキーSVKと、所定の関数を記憶する記憶手
    段と、 前記他の情報処理装置から、それに割り当てられている
    識別データの伝送を受け、受信する受信手段と、 第２のキーSKを生成する生成手段と、 擬似乱数を発生する擬似乱数発生手段と、 前記識別データと前記第１のキーSVKに対して前記関数
    を適用して得られるデータＨを、前記擬似乱数発生手段
    に適用して得られる疑似乱数pRNG(H)を用いて、前記第
    ２のキーSKを暗号化し、前記他の情報処理装置に伝送す
    る暗号化手段とを備えることを特徴とする情報処理装
    置。
  30. 【請求項３０】 他の情報処理装置に伝送する情報に対
    応する第１のキーSVKと、所定の関数を記憶する記憶ス
    テップと、 前記他の情報処理装置から、それに割り当てられている
    識別データの伝送を受け、受信する受信ステップと、 第２のキーSKを生成する生成ステップと、 擬似乱数を発生する擬似乱数発生ステップと、 前記識別データと前記第１のキーSVKに対して前記関数
    を適用して得られるデータＨを、前記擬似乱数発生ステ
    ップに適用して得られる疑似乱数pRNG(H)を用いて、前
    記第２のキーSKを暗号化し、前記他の情報処理装置に伝
    送する暗号化ステップとを備えることを特徴とする情報
    処理方法。
  31. 【請求項３１】 他の情報処理装置に伝送する情報に対
    応する第１のキーSVKと、所定の関数を記憶する記憶ス
    テップと、 前記他の情報処理装置から、それに割り当てられている
    識別データの伝送を受け、受信する受信ステップと、 第２のキーSKを生成する生成ステップと、 擬似乱数を発生する擬似乱数発生ステップと、 前記識別データと前記第１のキーSVKに対して前記関数
    を適用して得られるデータＨを、前記擬似乱数発生ステ
    ップに適用して得られる疑似乱数pRNG(H)を用いて、前
    記第２のキーSKを暗号化し、前記他の情報処理装置に伝
    送する暗号化ステップとを備えるプログラムを提供する
    ことを特徴とする提供媒体。
  32. 【請求項３２】 第１の情報処理装置と第２の情報処理
    装置とにより構成される情報処理システムにおいて、 前記第１の情報処理装置は、 前記第２の情報処理装置に伝送する情報に対応する第１
    のキーSVKと、第１の関数hを記憶する第１の記憶手段
    と、 前記第２の情報処理装置から、それに割り当てられてい
    る識別データの伝送を受け、受信する受信手段と、 第２のキーSKを生成する生成手段と、 擬似乱数を発生する擬似乱数発生手段と、 前記識別データと前記第１のキーSVKに対して前記関数h
    を適用して得られるデータＨを、前記擬似乱数発生手段
    に適用して得られる疑似乱数pRNG(H)を用いて、前記第
    ２のキーSKを暗号化し、前記第２の情報処理装置に伝送
    する暗号化手段とを備え、 前記第２の情報処理装置は、 第３のキーLk、第４のキーLk'、および所定の関数Ｇを
    記憶する第２の記憶手段と、 前記第１の情報処理装置から伝送されてきた所定の情報
    に対して許可された処理を行う処理手段とを備え、 前記第４のキーLK'は、前記第３のキーLKと、前記関数
    Ｇの逆関数Ｇ^-1に基づいて生成されていることを特徴
    とする情報処理システム。
  33. 【請求項３３】 第１の情報処理装置と第２の情報処理
    装置とにより構成される情報処理システムの情報処理方
    法において、 前記第１の情報処理装置は、 前記第２の情報処理装置に伝送する情報に対応する第１
    のキーSVKと、所定の関数hを記憶する第１の記憶ステッ
    プと、 前記第２の情報処理装置から、それに割り当てられてい
    る識別データの伝送を受け、受信する受信ステップと、 第２のキーSKを生成する生成ステップと、 擬似乱数を発生する擬似乱数発生ステップと、 前記識別データと前記第１のキーSVKに対して前記関数h
    を適用して得られるデータＨを、前記擬似乱数発生ステ
    ップに適用して得られる疑似乱数pRNG(H)を用いて、前
    記第２のキーSKを暗号化し、前記第２の情報処理装置に
    伝送する暗号化ステップとを備え、 前記第２の情報処理装置は、 第３のキーLk、第４のキーLk'、および所定の関数Ｇを
    記憶する第２の記憶ステップと、 前記第１の情報処理装置から伝送されてきた所定の情報
    に対して許可された処理を行う処理ステップとを備え、 前記第４のキーLK'は、前記第３のキーLKと、前記関数
    Ｇの逆関数Ｇ^-1に基づいて生成されていることを特徴
    とする情報処理方法。
  34. 【請求項３４】 第１の情報処理装置と第２の情報処理
    装置とにより構成される情報処理システムの、前記第１
    の情報処理装置を制御する第１のプログラムと、前記第
    ２の情報処理装置を制御する第２のプログラムを提供す
    る提供媒体において、 前記第１のプログラムは、 前記第２の情報処理装置に伝送する情報に対応する第１
    のキーSVKと、所定の関数ｈを記憶する第１の記憶ステ
    ップと、 前記第２の情報処理装置から、それに割り当てられてい
    る識別データの伝送を受け、受信する受信ステップと、 第２のキーSKを生成する生成ステップと、 擬似乱数を発生する擬似乱数発生ステップと、 前記識別データと前記第１のキーSVKに対して前記関数h
    を適用して得られるデータＨを、前記擬似乱数発生ステ
    ップに適用して得られる疑似乱数pRNG(H)を用いて、前
    記第２のキーSKを暗号化し、前記第２の情報処理装置に
    伝送する暗号化ステップとを備え、 前記第２のプログラムは、 第３のキーLk、第４のキーLk'、および所定の関数Ｇを
    記憶する第２の記憶ステップと、 前記第１の情報処理装置から伝送されてきた所定の情報
    に対して許可された処理を行う処理ステップとを備え、 前記第４のキーLK'は、前記第３のキーLKと、前記関数
    Ｇの逆関数Ｇ^-1に基づいて生成されていることを特徴
    とする提供媒体。
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