JPS6172345A - ソフトウエアのコピー保護装置 - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 Ａ、産業上の利用分野 本発明はデータ処理の分野、特にソフトウェアのコピー
保護機構に関する。より具体的には、ディスク又は他の
磁気媒体の形で提供されるソフトウェアを単一の計算装
置上で使用するように制限すると共に、保護を危う（す
る事なく「バックアップ」コピーの作成を可能にする機
構が提供される。

Ｂ、開示の概要 磁気媒体を用いて配布されるソフトウェアを、単一の計
算装置上で使用するように制限する方法及び装置が開示
される。計算製蓋の一部分を成す（外部からの干渉に対
して防護された）コプロセッサに記憶されたプログラム
の実行によって変更されるまでは、オリジナルの媒体は
機能的にコピー不可能である。この後オリジナルの媒体
上の変更されたソフトウェアはコピー可能になるが、そ
のコピーは、その変更を行なったコグロセツサを有する
計算装置上でしか作動しない。

Ｃ０従来技術 ソフトウェアの海賊版作成、即ち市販のソフトウェアの
非合法のコピーの作成を禁止するために、コピー保護機
構が利用されている。パーソナル・コンピュータ、ホー
ム・コンピュータ、ワーク・ステーション及びインテリ
ジェント製品の市場の成長と共に、海賊版作成行為が次
第に問題になりつつある。コピー保護機構の目的は、ソ
フトウェアのコピーを可能な限り困難にする事によって
海賊行為を阻止する事である。現在２種類のコピー！　
　　　　　保護機構が開発されている。即ちソフトウェ
アに基く方式及びハードウェア・キ一方式である。

ソフトウェア方式では、多くのオペレーティング・シス
テムで利用可能な通常のコピー機構が正確には他のディ
スクにコピーできないような情報をディスク上に符号化
する。ディスク上のプログラムは、この符号化された情
報を検査し、それが存在しなければ機能しない。しかし
現在ではコピーを取るプログラムが市販されており、こ
れは上記方式で保護された多くのディスクをコピーする
事ができる。

ハードウェア・キ一方式は、「キー」として知られる情
報の存在に依存する。キーはプログラムに利用可能であ
るが、ディスク等の変更可能な磁気媒体上ではなくシス
テム・ハードウェア中ニ存在している。プログラムはキ
ー情報を検査し、もしキーが見つからなければ機能しな
い。ディスクの複製機構は存在するが、ハードウェアの
複製機構はパーソナル・コンピュータにおいて普通には
見られない。従ってハードウェア・キーはソフトウェア
よりも複製に費用がかかるので、この方法は海賊行為の
阻止にソフトウェア方式よりも有効であり得る。

１つの提案されているハードウェア・キ一方式でば、コ
ンピュータの製造業者がハードウェア・キーとして各装
置にハードウェア連続番号を組み込む必要がある。この
方式では、各々のソフトウェアが特定の機械に対して注
文生産されなければならない。これはソフトウェアの可
用性及び交換可能性に制限を与える。現在用いられてい
る第２の方法は、ソフトウェアのユーザが各ソフトウェ
ア製品と一緒に特別な一片のハードウェアを購入する事
を要求する。このハードウェアはキーを提供し、対応す
るソフトウェアが実行される時は常に機械にそれを取り
付けなければならない。従ってこの方法は魅力的でない
。

また、そのようなキーの検査が行なわれた後、システム
のワーキング・メモリから実行中のアプリケーションの
２値イメージをコピーする事に対しては、上記の保護方
法は大部分、弱体である。

Ｄ、従来技術の問題点 ソフトウェアのコピー保護機構に関して多くの特許が発
行されているが、各々ある利点と欠点とを有している。

２つのそのような特許、米国特許第４２４６６５８号及
び第４１６８３９６号は、互いに基本的に類似した手段
による保護機構を提供している。両者共、ある特定のパ
ーソナル・コンピュータ上で実行されるソフトウェア・
パッケージは、その特定のコンピュータに組み込まれた
解読キー及びシステムに適合するように製造業者によっ
てカストマイズされている。この方式は非常に煩雑であ
り、ユーザ及び業者に対して大きな負担を与える。また
これらの特許において説明されている装置の動作時に使
われるソフトウェアは、ユーザのコンピュータにおいて
も又ディスクにおいても構造的な変化を生じさせない。

米国特許第４２３８８５４号は、別の問題、即ちあるユ
ーザのファイルを他のユーザによるアクセスから保護す
るためにマルチ・ユーザのメインフレーム・コンピュー
タ・システムＫ　暗号化／　解読装置を組み込む手段に
関するものである。これは、パーソナル・コンピュータ
のユーザとソフトウェア販売業者との間の流通チャネル
の実現又は保５ｊされたソフトウェアに関する実行環境
のいずれについても注意を払っていない。この技術は、
暗号化装置の組み込まれるべき機械の中に、特権レベル
を提供するためのハードウェア機構又ハオペレーテイン
グ・システムが既に存在している事を仮定している。こ
れはパーソナル・コンピュータにおいて一般的な事では
ない。

１９８３年１２月６０日付米国特許出願第０６−５６７
２９４号は、ソフトウェア方式及びハードウェア方式の
両者の最良の特徴を備えている。

ハードウェア・キーはフロッピー・ディスク等の磁気媒
体上に直接符号化される。このキーは、通常の媒体書込
処理によって変更可能でないディスクの少なくとも１つ
のセクションの少なくとも１つのサブセクションにおけ
る指標より成る。指標を含むセクションから読取られた
データは、その、　　　　　−ｋｌ’／’Ｅｉ７に書込
まれたデー′とは・予測可能な方式で異なっている。デ
ィスクは、書込みに引き続いて読取りを行ない、そのよ
うな操作の結果として期待されるものと比較する事によ
って、オリジナルのディスクとして認証される。キーは
オリジナルの媒体が存在している事を示すので、ソフト
ウェアはこのキーの存在する時にのみ機能する。

このようにしてソフトウェアの使用は、オリジナルの配
布ディスクを所有するユーザに限定される。

しかしこのシステムによれば、バックアップ・コピーは
取る事ができない。

Ｅ０問題点を解決するための手段 本発明によれば、ディスクによって配布されるソフトウ
ェアを単一の機械上でしか使用できないようにし且つバ
ックアップ・コピーを可能にする方式が示される。それ
によれば、配布ディスクがコプロセッサの協力を必要と
する手続きの実行によって変更されるまでは、ディスク
を機能的にコピー不可能にしておく。変更後、ソフトウ
ェアはコピー可能になるが、その変更手続きに関与した
コプロセッサを含む機械でしか使用できな（なる。

フロッピー・ディスク等の磁気媒体上に提供されるソフ
トウェアのコピー保護のための方法及び装置を開示する
。コピー保護システムを構成する装置は、磁気媒体上に
記録されたマーク又は構造、及びコンピュータ・システ
ム中に組み込まれたハードウェア・サブシステムを含む
。ハードウェア・サブシステムは、ＣＰＵ１ホスト・シ
ステムからは論理的にアクセス不可能で且つモニタの形
のソフトウェア（これは電源投入時に実行を開始する）
を含む読取専用メモＩＪ（ＲＯＭ）、一部分がホスト・
システムからは論理的にアクセス不可能で且つ一部分が
サブシステムのＣＰＵの制御の下にホストＣＰＵによっ
て読取り又は書込みの可能なランダム・アクセス　メモ
リ（ＲＡＭ）、ホスト・システムからは論理的にアクセ
ス不可能なＥＥＰＲＯＭ等の不揮発性ＲＡＭの形のメモ
リ、ホスト・システムからは論理的にアクセス不可能な
タイマ及びリアルタイム・クロック、サブシステムＣＰ
Ｕの制御の下にホストＣＰＵによって読取り又は書込み
の可能なレジスタ、並びにサブ／ステムＣＰＵがホスト
・システム・バスの状態を観測できるようにする１組の
バス・レシーバを有する。ハードウェア・サブシステム
の上述の全ての要素は、サブシステムＣＰＵに取って論
理的にアクセス可能であり、ホスト計算システムのユー
ザには物理的にアクセス不可能な形で実装されている。

磁気媒体上に記録された構造より成る装置の部分は、２
種類の構造より成る。第１の構造は、ターゲット・コン
ピュータの媒体読取／書込装置によって形成し得る磁区
パターンのレパートリには属さない、媒体上の磁区のパ
ターンである。第２の種類の構造は、ターゲット・コン
ピュータの媒体読取／書込装置によって、その上に磁区
間の境界が記録され得ないような媒体上の領域より成る
。

非常に大きな磁区が、第１の種類の構造の例である。ま
た媒体の欠陥部が、第２の種類の構造の例である。磁気
媒体上に記録された２種類の構造より成る装置は、それ
らの構造が互いに重なり合うように配置されている。

ホスト・システムの媒体読取／曹込装置はそれらの構造
を形成できないが、ホスト・システムの読取／書込％　
置によって実行できる動作によってそれらの構造を検出
し測定する事は可能である。

磁区の遷移を支持しない構造を測定するのに必要な動作
は、ちょうど、磁区パターンから成る構造を破壊する動
作である。

他のｊ類の構造に対して実行される書込−読取動作によ
って、もう１つの種類の構造を破壊する事は、特定の磁
気媒体がそれ自身のサブシステムによってアクセスされ
たか否かをハードウェア・サブシステムが判定する手段
を提供する。サブシステムによって実行される手続きは
、磁気媒体からある重要な情報の転送が過去において実
行された事がない場合にだけ、その情報の磁気媒体から
σ）転送を可能にする。従って情報の転送の手続きｒ１
媒体上の構造を変化させるので、この種の装置は将来に
重要な情報の転送を実行する事はない。

／パ−ドウ”ア゛サブ７７７１は・あ６情報′組４込ま
れて提供される。これは磁気媒体から転送された情報の
使用にとって重要である。従ってサブシステムはユーザ
によって複製され得ない。サブシステムはホスト・シス
テムにより行なわれる転送処理の一部を観測する事がで
きる。従って転送はホスト上で実行されるソフトウェア
によっては模倣できない。磁気媒体はユーザが複製する
事はできず、また転送のために２回以上使う事もできな
い。従って媒体は転送動作に有用な形でコピーする事が
できない。

転送される重要な情報は、サブシステム上のアプリケー
ション・ソフトウェアの一部分を実行させるのに必要な
解読キーである。解読キーはそれ自身暗号化されている
。サブシステムに組み込まれている重要な情報は、転送
された解読キーを有用な形式に再生するのに必要な解読
キーである。

従ってユーザはこの種のサブシステムの協力なしにこの
情報を使用する事はできない。

このように、一部分が暗号化された特定のソフトウェア
配布パッケージを特定のハードウェア・サブシステムに
対して束縛する手段が提供され、且つその同じ特定のソ
フトウェア配布パッケージ又はその複製物を他のシステ
ムに対して束縛する事を非常に困難にする手段が提供さ
れる。これらの手段によって、磁気媒体を用いて配布さ
れたソフトウェアはコピーから保護される。

そのような束縛が行なわれた後、サポート・ハードウェ
アは保護されたソフトウェアのある一部分を実行するよ
うに要求される。そのソフトウェア・パッケージだけに
対して束縛を経験したサポート・ハードウェアは、それ
だけがソフトウェアを解読するキーを持っているので、
その要求を満足させる手段を有している。解読及び実行
の両方が、ユーザにとって論理的及び物理的にアクセス
不可能なメモリ中で行ｔＣわれる。従ってソフトウェア
は、使用可能な形でユーザに露出される事がないので、
コピーから保護される。

転送処理が終了した後、サポート・ハードウェアがソフ
トウェアのある一部分の解読と実行を行なうように要求
された時、配布媒体上の構造より成る装置はアクセスさ
れない。配布媒体の他の全ての部分は再生可能なので、
ホスト・システムの媒体読取／書込装置ばはそれらを再
生し得る。従つてバックアップ・コピーは転送後に作成
可能となるが、オリジナルのシステムだけがバックアッ
プ・コピーを使用する手段を有している。

Ｆ、実施例 小規模なコンピュータの類に対して与えられているパー
ソナル・コンピュータ又はシングル・ユーザ・システム
又は個人用ワークステーションという名称は誤解をまね
くものである。そのコンピュータで使用されるオペレー
ティング・システムを含む全てのプログラムをユーザが
書いたのでないならば、それらの機械はシングル・オペ
レータ・システムと呼んだ方が良い。古典的なオペレー
ティング・システムの観点から見ると、この状況は、ユ
ーザあるいはオペレータに、全てのシステム・コード及
びシステム機構にアクセスできるという責任のある地位
を与えている。通常のシングル・オペレータ・システム
において、システム・コード及びシステムのハードウェ
ア機構をこのように開放する事は、コードを複製し配布
する機会を与える事になる。それらはオペレータ及びユ
ーザが多数存在する古典的な大規模計算システムでは不
可能であった。大規模システムにおいてこの安全性を確
保していた手段は、ユーザに特（Ｖ状態レベルが与えら
れ、ユーザがある命令を実行したり読取又は変更のプと
めにあるデータにアクセスしたりする事が許されるかど
うかを判定するためにシステムによりテストが行なわれ
るといつシステムの実現であった。

本発明の目的は、ハードウェア製造業者、ソフトウェア
販売采者及び良心的なシングル・オペレータ・システム
のユーザの利益のために、シングル・オペレータ・シス
テム上にいかにして特権を利用したシステムを実現する
かを教示する事である。これは「共有化高位レベル＠権
システム」と呼ばれる。というのはこれは各ソフトウェ
ア販売）　　　　業者にユーザよりも高い特権レベルを
与えながら、いかなる業者にも他の業者の特権情報をア
クセスさせないようなものと見なす事ができるからであ
る。このシステムを用いる事によって、システムのハー
ドウェア及びソフトウェアの一部分は、シングル・オペ
レータ・システム（以下、これをホストと呼ぶ）に組み
込まれたコプロセッサ・サブシステム（以下、これをサ
ポート・ハードウェアと呼ぶ）中に隠されるので、販売
業者のソフトウェアのある部分はユーザにアクセス不可
能にできる。さらに、ユーザがシステム上の利用可能な
資源を用いてソフトウェアを調べる事ができるにもかか
わらず、ソフトウェア販売業者がソフトウェアの一部分
をユーザから隠す事を可能にするような、フロッピー・
ディスク又は他の磁気媒体上でソフトウェアを輸送する
ための方法が提供される。

これはユーザが、彼のシステムに計算に必要なもの以上
の資源（例えばロジック・アナライザ及びディジタル・
レコーダ）を付加する事によって充分な時間と資金の投
資を行なっても、なお彼はコードを明らかにできないと
主張するものではない。

むしろ、そのようなものを用いる事なしには、ユーザに
利用可能なシングル・オペレータ・システムの資源だけ
では、海賊行為のためにコードな得るには不充分である
と主張するものである。シングル・オペレータ・システ
ムの資源を用いるといつのが圧Ｏｉｌ的に多（の海賊行
為の手段であるので、このシステムはありふれた形態の
海賊行為を大幅に減少させ、且つ曲の場合においては時
間及びツールの点でそのコストにより海賊行為を不適当
にするであろう。

：況明のために、ホスト・ハードウェアｉｊ　Ｉ　Ｂ　
Ｍパーソナル・コンピュータ（ｐｃ）であると仮定する
。またホスト・ディスク・オペレーティング・システム
は（ＤＯ，Ｓ）はＩＢＭ　　ＰＣＤＯ８であると仮定す
る。これはこσ）組み合せの動作及びＤＯＳサービスが
、このシステムが有用であるような１次ト成の典型的な
ものだからである。これらのＤＯ３及びハードウェア１
１力作は、この又は他のオペレーティング・システムの
下でのこの又は他の可能なホスト・システムの全ての１
．４似の動作を代表するものである。

共有化高位レベル時（ｉｊ　？用いたソフトウェア・コ
ピー保護システムは２つの部分より成る。即ち１つはワ
ーク・ステーションに組み込まれたハードウェア特権サ
ポート・システムであり、もう１つは販売業者からユー
ザへソフトウェアを輸送するために使われるフロッピー
・ディスク又は他の磁気媒体である。フロッピー・ディ
スク及びサポート・ハードウェアはディスク上のソフト
ウェアを使おうとする最初の試みによって変更される。

これらの変更により、ディスクを使用した事が検出可能
になる。

このシステムで使われるディスクは、通常のディスク・
ドライブによって形成されないが検出する事はできる、
ディスク上の２種類のマークを形成しである。これらの
マークは、ディスク・ドライブの書込みヘッドによって
磁化を変化させる事のできる材料の欠如（磁性材料コー
ティングが欠如しているか又は高保磁力の材料で置きか
えられ−でいる）という形式及び通常のディスク・ドラ
イブの書込みヘッドによっては形成できない磁区（例え
ばディスク・システムにおいて同期を失なわせるのに充
分な位に長い距離にわたって磁区の方位が変化しないよ
うな領域）という形式を取る。

本明細筈中では、媒体を変化させる事によって形成され
たマークをＭＭマークと呼び、磁区パターンの形式によ
って作られたマークＹＤＰマークと呼ぶ。

これらのマークは位置及び大きさ等の性質を有し、これ
は情報を符号化するために使う事ができる。ＤＰマーク
の位置と大きさ及びＭＭマークの位置と大きさは通常の
ディスク・ドライブ上で適当な手続きを行な５年により
検出できる。

ＤＰマークのセクター内の位置はセクターを２回読み、
その２回の読取り動作の結果を比較する事によって見つ
けられる。ＤＰマークのあるセクターは、ディスク制御
システムがそのクロックを同期させておくのに必要な遷
移を含まないので、ＤＰマークの開始位置に続くセクタ
ーのｔｔｌｓ分から７　　　　　　読取られたデータは
２回の読取動作において互いに異なるであろう。この方
法によって発見されたＤＰマークの位置は、ディスク・
システムのハードウェアによって定められる限界内でほ
ぼ再現可能である。

磁気媒体を変更する事によって形成されたマークは、あ
る一連の動作によって検出される。最初に、マークを含
むセクターに、どれかの磁区遷移がＭＭマークに一致す
るよ５な磁区パターンが書込まれる。次にそのセクター
は読取られ、読取り動作の結果は、セクターにマークが
存在しない場合の書込み動作から期待される結果と比較
される。

マークの位置及び大きさはこの比較結果から導き出され
る。

ＭＭマークは、前記特許出願に示されている上５に、レ
ーザ光分解切除法によってディスク上に「書込む」こと
ができる。ＤＰマークはセクターの幅にほぼ等しい幅の
一様な磁界中で、フォーマットされたディスクを移動さ
せる事によってＭＭマークに重ねて形成される。このよ
うにして大きな磁区の帯がディスク上に形成される。次
にディスクは、ＭＭマークを含むものを除いて全てのト
ラックにつき再フォーマットされる。

このように処理されたディスクは２種類のマークを含み
、ＤＰマークがＭＭマークを覆っている。

ＭＭマークを読取るのに必要な動作はＤＰマークヶ破１
裂するようなａｔ　ＶＡのものである事に注意されたい
。即ち、セクターにパターンを書込む動作はディスク上
に磁区を形成するが、これはディスク・システムにおけ
る同期をサポートするからである。

保護されたディスク上では、ＤＰマークはＭＭマークを
含むセクター上に形成されている。これはＤＰマークの
下に存在するＭＭマークを読む事によってＤＰマークが
破壊される事を保証するだめに行なわれている。通常の
ディスク・ドライブによって形成する事はできないが読
取り動作により何らかの方法で測定できる任意の磁区構
造は、この目的で使う事ができる。

２種類のマークの位置及び大きさは、ディスク上のファ
イル中に記録されている。この臂報はディスク上の他の
ファイルの準備を行なう時に使用できるが、これはディ
スクの準備が終了する前は常に暗号化されている。

マークに加えて、ディスク上にはファイルが記憶されて
いる。このファイルは２つのカテゴリーに属する。即ち
、（１）保護されたアプリケーション・ソフトウェア、
及び（２）アプリケーションの暗号化部分をロードし実
行させるためにハードウェアが必要とする情報である。

アプリケーション・ソフトウェアは、暗号化されたプロ
グラムの少なくとも１つのファイルを含んでいなければ
ならない。アプリケーション・ソフトウェアのこの部分
は、ソフトウェア販売業者によって提供されるキーを用
い工暗号化されている。このファイルのだめの解読キー
自身も、サポート・ハードウェアの製造業者によって提
供されるＲ３Ａ公開キーを用いて暗号化されている。こ
の暗号化された解読キー（ＥＤＫ）もディスク上のファ
イル中に記録されている。ソフトウェア販売業者に最も
興味のある点は、彼が権利を持っていると考えるアプリ
ケーション・ソフトウェアの部分を暗号化し、ユーザに
よる再配布を防止する事である。

販売又は再販売用の完成したディスクは少なくとも下記
のもの夕含んでいる。　　・ １、　ディスクに特有の２１にマーク付けされた領域。

２、キー中にディスク・マーキング・パラメータを含み
得る、ソフトウェア販売業者によって選択されたキーを
用いて暗号化された少なくとも１つのプログラム・ファ
イルを有するアプリケーション。

６、暗号化された解読キー。但し、この暗号化は、サポ
ート・ハードウェア製造業者によって提供されるＲ３Ａ
公開キーによっている。

４、サポート・ハードウェアにサービス（初回使用時の
初期設定−及びロード−解読−実行）を要求し、その要
求時にサポート・ハ、Ｊ　　　　　　　　　−ドウエア
に関してホストからサービスを得るプログラム。

５、暗号化された形式での、２重にマークされた領域の
説明。但し暗号化キーはアプリケーション・ソフトウェ
アに用いたのと同じキーである。

ここで注意すべき事は、Ｒ８Ａ解読キーはハードウェア
製造業者によって秘密にされなげればならない事及びソ
フトウェアを保護するだめに用いた暗号化キーがマーキ
ング情報を含むならばソフトウェア業者はより良く保護
される事である。暗号化キーはこの方法によって各ディ
スクに対して特有のものにする事ができる。このシステ
ムによって提供される保護の程度は、保護システム全体
のうち実施者がどの部分を用いたかに依存する事は明ら
かである。

もし保護されたディスクの海賊版作成行為が試みられる
とすると、その海賊行為は、業者が提供したソフトウェ
アを有するディスクのコピーであって、サポート・ハー
ドウェアなしに働くもの又はサポート・ハードウェアを
有する他のシステムに移す事のできるものの作成を試み
る事になるであろう。その各々の場合を別々に説明する
。

もし海賊版作成者が、サポート・ノ・−ドウエアを有す
るシステム上で動作するディスクのコピーを作成する事
を望むならば、彼は配布の準備のされたディスクの全て
の特徴を複製しなければならない。普通のコピー・プロ
グラムは、暗号化されたアプリケーション・プログラム
及び暗号化された解読キーを暗号化された実行不能な形
式のままでコピーする事は可能であるが、通常のディス
ク・ドライブは２重にマーク付けされた領域を形成する
事はできない。パーツナル・コンピュータ上で走るどの
コピー・プログラムも、販布ディスクのその部分をコピ
ーするのに必要なハードウェア機構を持っていない。後
に見るように、サポート・ハードウェアは、始めての使
用の時の初期設定においてマークを利用しそれを変更す
る。もし保護されたプログラムを最初に使用する時に、
暗号化されたファイル中に記憶されたマークについての
記述に正確に対応するような２重マーク付は領域をサポ
ート・ハードウェアが発見できなければ、それは保護さ
れたプログラムを実行させるのに必要なデータの転送を
受理しない。従ってサポート・ハードウェアを装備した
システム上で使用するために保護ディスクをコピーする
方法による海賊行為は、２重マーク付は領域を複製する
事の困難さによって禁止される。

もし海賊版作成者がサポート・ハードウェアなしのシス
テム上で走るディスクのコピーを作成したいと望むなら
ば、彼はアプリケーション・プログラムの暗号化された
部分を解読しなければならない。またサポート・ハード
ウェアを備えたシステムには２個のプロセッサが存在す
るので、アプリケーションは２個のプロセッサ上でコン
カレントに動作するか又はサポート・ハードウェア上の
特別の機構を利用するように書く事が可能である。

もしもそうであればアプリケーション・プログラムは、
動作可能にするために大幅に修正しなげればならない。

従ってアプリケーション・プログラムを解読した版をコ
ピーする方法による海賊行為は、アプリケーション及び
ＥＤＫを読取り不可能にするために用いる暗号化方法の
強度によって禁止される。

これを事実上克服不可能な仕事にするのは実用的な事で
ある。また例え解読が行なわれたとしても、ソフトウェ
アはそれがコプロセッサなしに走るように書きかえられ
ない限り依然として使用できない。

コピー保護システムを有用なものにするために、配布デ
ィスクから有用なコピーが作成できない事のみならず下
記の事項も必要である。

１、配布ディスクは１つだけのシステムでしか使用でき
ない。

２　ユーザはディスクのバックアップ・コピーをいくら
でも作成できる。但し、そのコピーは全て、他のシステ
ムでは使用できない。

ろ、　ソフトウェアは、（他のシステムにロードできる
ような完全な形で）システム・メ、　　　　　　　　モ
リの２値イメージをユーザが作成できるような形式でシ
ステム・メモリ中に存在してはならない。

保護システムのこの部分はサポート・ハードウェアによ
って実現される。サポート・ハードウェアはそれ自身、
計算システムである。それはそれ自身のプロセッサ、Ｒ
ＯＭ中のファームウェア、ハードウェア・タイマ、リア
ルタイム・クロック（又は乱数を得るための他のハード
ウェア装置）及びＲＡＭを有している。これはパーソナ
ル・コンピュータにカード・セットとして設置される。

サポート・ハードウェアはそれが存在しているシステム
と、共通メモリの領域を経由して、及びホスト・システ
ムのポート・アドレス空間中にある１組のレジスタを経
由して通信する。共通メモリがサポート・ハードウェア
・システムの一部である事は重要である。サポート・ハ
ードウェアはそのバス・トランシーハラ制御し、ホスト
がこのメモリを読取る事を不可能にする事ができる。他
の構成も可能であるが、サポート・ノ・−ドウエア・メ
モリの一部だけしかホスト・システムによってアドレス
し得ない事が必要である。またホスト・システムによっ
てアドレス可能でないサポート・ハードウェア・メモリ
の部分は、ユーザに対して物理的にアクセス不可能にな
っている必要がある。

サポート・ハードウェアがアプリケーション・ソフトウ
ェアの暗号化された部分を解読し実行するのはこのメモ
リである。

プロセッサ、共通メモリ、ハードウェア・タイマ及びボ
ート・アドレス方式レジスタに加えて、サポート・ハー
ドウェアは、ＲＯＭ及びＥＥＰＲＯＭを含む物理的且つ
論理的に安全なメモリ空間を有している。

ＲＯＭデバイスはシステム・ファームウェアを含む。そ
れは、ホスト・システムがサポート・ノ・−ドウエアに
要求するサービスをコマンドとして有するモニタの形を
とる。そのようなサービスの完全な組は最小限下記のも
のを含む。

１　最初の使用時に初期設定を行なう。

２、アプリケーションをロードし、解読し実行する。

ＥＥＰＲＯＭデバイスはサポート・ハードウェアによっ
て、初期設定されたアプリケーションの解読キーが記憶
される安全且つ不揮発性のメモリとして用いられる。

ＥＦＪＰＲＯＭ及びＲＯ１，／ｉによって占められるメ
モリ並びにクロック及びハードウェア・タイマがユーザ
から適当に安全に保たれるように、サポート・ハードウ
ェア中のプロセッサは少なくとも２つの特権レベルを持
たなければならない。

サポート・ハードウェア上で解読され実行される全ての
アプリケーション・ソフトウェアは、ＥＥＰＲＯＭのア
クセス、ローディング、解読及び実行動作を制御する、
ＲＯＭに存在するファームウェアよりも低い特権レベル
にある。この構造は、サポート、・ハードウェア上で走
り且つファームウェア及びＥＥＰＲＯＭにアクセスしそ
れらの内容を共通メモリにダンプするようなモニタをユ
ーザカ書＜事をサポート・ハードウェアが防止する点で
必要である。

以前に注意したように、サポート・ハードウェアは物理
的且つ論理的に安全でなければならない。

この安全性は、ユーザがロジック・アナライザ又は他の
ディジタル制御及び記録装置を用いて安全なメモリ空間
の内容の記録を得る事を防止するために必要である。半
導体技術の現状を仮定すると、サポート・ハードウェア
に関する物理的安全性はサポート・システム全体を単一
のチップ・パッケージ中に実装する事によって得られる
であろう。

このパッケージは、（解読キー及びアルゴリズムの組を
得るためにメモリー内容を探るための）いかなる物理的
アクセスの努力もＲＯＭ及びＥＥＰＲＯＭ中の情報を破
壊するよ５に、製造する事ができるであろう。これは、
（パッケージに充分な応力が加えられるか又はパッケー
ジ中の応力が緩和されるならばメモリ・デバイス中のＭ
ＯＳゲートを破壊する）ピエゾ電気ドライバと、パッケ
ージが空気中に露出されたならば急速に酸化する、ＩＣ
又はパッケージの導電線との組み合せを用いて達成され
る。

□４　　　　　　単一のＩＣパッケージがサポート・ノ
・−ドウエア用の好ましいパッケージ技術であるが、こ
のシステムは少なくとも２つの別の方法で構成する事も
できる。

１　適当に暗号化されたバスを経由して互いに通信する
チップの組。

２、ボード上に組み立てられ且つ干渉防護システムを用
いて封入された通常のチップの組。

サポート・ハードウェアはホストの各ワークステーショ
ンに付加されるものである。このワークステーションは
シングル共通バス・マイクロプロセッサ方式のコンピュ
ータ・システムである。

ＩＢＭ　　ＰＣはこの種の機械の典型的なものである。

そのようなシステムはバス（所々にソケットを有する伝
送線の配列ンを、論理的に分離したサブシステム間の通
信媒体として使用する。これらのサブシステムのあるも
のは、バスを支持しているのと同じ実装要素（この場合
は「システム・ボード」と呼ばれる印刷回路板ン上に存
在する。システムの機能に必要なサブシステム又はシス
テムの機能の拡張のためのサブシステムは、ソケットに
よりバスに取り付けられる。サブシステムを構成する要
素は、サブシステムの一部が別の実装要素上に存在する
ように形成する事もできる。

第１図の［通常の計算システム］と表示した領域は、普
通の、はぼ最小限のホスト・システムである。ホストＣ
ＰＵ４はシングル・チップのマイクロプロセッサ及び１
群のサポート・チップより成る。ホス）ＣＰＵ４は、１
つのアドレス可能要素から他のものへデータを移動する
事に関係したタスクからマイクロプロセッサを解放する
だめのＤＭＡデバイスをサポート・チップとして有する
事もある。

マイクロプロセッサは、バスの中のどの制御線がアサー
ト（バス定義と呼ばれるプロトコルに従って適当な電位
に変化させる事）されるかによって、バス動作の型（取
り出し、記憶、等）及び選択された要素の型（ＲＡＭ、
ポート・アドレスを有するレジスタ等）を制御する。こ
れらの手段により、マイクロプロセッサは（プログラム
と呼ばれる）命令の集まりを得、１組のデータに対して
命令を実行し、そしてシステムの他の要素中に記憶され
ていたデータを命令の実行の結果に従って変更する事が
できる。

ＲＡＭ６は、ホストＣＰＵ４がデータを取り出し又は書
き込む事のできるサブシステムである。

ＲＯＭ８は、データを取り出す事しかできないサブシス
テムである。これは、コンピュータの有用な動作を開始
するために必要なプログラム及び他のサブシステムを制
御するために役立つプログラムの集まりを含んでいる。

残りのサブシステム、端末制御ユニット９、ディスプレ
イ１１、入力装置１３、ディスク・システム制御ユニッ
ト１５及びディスク・ドライブ１７は、両アドレス可能
な要素及び機械的、光学的又は電磁的な（又は他のン要
素を有しており、人間の感覚に影響を与え、人間の動作
により影響され、又は磁気媒体上の磁区間の境界を感知
及び形成する事に関係した読取り及び書込み動作を行な
うために磁気媒体を操作する。アドレス可能要素のある
ものの内容はサブシステムの機械的、光学的及び電磁的
作用体の動作を制御し、他のアドレス可能要素の内容は
機械的、光学的、及び電磁的素子によって制御篩される
。従って、これらの手段により、計算システムはユーザ
及び磁気媒体と対話する事ができる。

電源投入時に、マイクロプロセッサはメモリの固定位置
から取り出された命令を実行する。このアドレスはＲＯ
Ｍ　８によって占められているものである。そのアドレ
スに記１、モ１されている命令は、システムをテストし
初期設定するプログラムへのジャンプ命令である。シス
テム初期設定プログラムの１つハ、ディスク・オペレー
ティング・システム（ＤＯ８）と呼ばれるプログラムを
ディスクから読取り、実行させる。このプログラム（Ｄ
。

Ｓ）は、端末制御システムを経てユーザからコマンドを
受は取る事ができる。またユーザの選択したプログラム
を、そのファイルの名前を入力する事によってシステム
上で実行させる事もできる。

、７　　　　　　第１図に示すサブシステムの残りの部
分１０及び２２は最小限のサポート・ハードウェア・シ
ステムの例である。サポート・ハードウェアの要素は２
つの部分から成るものと考えられる。１つの部分２２は
、サポート・ハードウェアがホスト・ハードウェアと通
信し、（ユーザとホスト・システムとの間のように）コ
マンド及びデータを交換しうるアドレス可能要素を含ん
でいる。もう１つの部分１０は、サポートＣＰＵ１２、
ＲＡＭ１４、ＲＯＭ１６及び他の要素（タイマ／リアル
タイム・クロック１８、及びＥＥＰＲＯＭ２０ンを含み
、ホスト・システムとの通信に直接関係していない。

ＥＥＰＲＯＭ２０は１種の半導体メモリである。

それは、その内容がサポートＣＰＵによる書込み動作に
よって変更できるという意味で、ＲＡＭの特性を有して
おり、且つその内容が電源断の時に失なわれないという
意味でＲＯＭの特性を有している。

タイマ１８は、例えば、バスのクロック線にクロック信
号がアサートされるたびに、レジスタ中に記憶された数
字を減計数しつるサブシステムである。タイマは、タイ
マ・サブシステム内のアドレス可能要素に書込みを行な
うサポートＣＰＵによって、この数を与えられ減計数に
開始する時を知らされる。レジスタ中の現在の値は一般
にサポートＣＰＵにより読み取る事ができ、またタイマ
・サブシステムはその計数値がゼロに達した時にバス上
の１つの信号線をアサートするように構成できる。

リアルタイム・クロックは、特′殊なカウンタ及び電池
を含むサブシステムである。電池は、計算システムの電
源が断になっている期間中にリアルタイム・クロック及
びそのサポート・チップに電力を供給する。カウンタは
そのサポート・チップが発生するクロック信号に応答し
てそのレジスタ化増計故させるので、そのレジスタはレ
ジスタが初期設定されてからの期間を反映している。従
って、もしレジスタが時刻を初期設定されたならば、そ
の内容はほぼ正しい時刻を示し続けるであろう。

リアルタイム−クロックのレジスタはサポートＣＰ’Ｕ
が読取る事ができる。

コマンド及びデータを交換しつるようにホスト・ハード
ウェアと通信するサポート・ハードウェアの部分２２は
６つのサブシステムより成る。

第１のサブシステムは、ホスト及びサポート・システム
の両者により読取り且つ書込む事のできるアドレス可能
要素の集まりである。これらの要素は通信レジスタ２４
と呼ばれ、ホストとサポート・システムとの間の通信経
路として使われている。レジスタ２４は、２重通信路、
即ちある所定の時間に一方のシステム（ホスト２又はサ
ポート１０）だけがレジスタに書込む事ができ、他方の
システムはそれを読む事しかできない（書込み及び読取
りの役割はサポート・ハードウェアの制御の下に交換さ
れる）ものでもよく、又単信通信路、即チあるレジスタ
が１つのシステムにより書込まれ且つ他方のシステムに
より読取られるように永久的にセットされたものでもよ
く、又「アクセス衝突プロトコル」を実施したものでも
、又上記方式の組み合せでもよい。

第２のサブシステムは２ポ一トＲＡＭ２６である。これ
ば℃・ずれのシステムのＣＰＵによってもアクセス可能
なＲＡＭのブロックであり、レジスタ方式の通信路の可
能な実現手法として述べた上記の構成のいずれかη１で
実施している。一般にレジスタ２４の経路（はコマンド
の通信に有用であり、ＲＡＭ２６の経路はＲＡＭがホス
ト・ハードウェア及びサポート・ハードウェアに共通の
メモリ領域を含んでいるので、データのブロックを通信
するのに有用である。

第６のサブシステムはバス・レシーバ２８である。これ
はホストＣＰＵ４からはアドレス不可能であるが、サポ
ート・ハードウェアの側１０からは読取専用要素として
アドレス可能である。このシステムは、ホスト・システ
ム・ハードウェア内で起きている動作をサポート・ハー
ドウェアが観測し得るようにするものである。サポート
・システムはホスト・バス上の制御線をアサートできた
（・のでホスト・システムのアドレス可能要素はサポー
ト・システムによって直接にアクセスできなΔ　　　　
いが、サポート・システムは、ホスト・バス上の各信号
線の状態を記録する事によってホスト・システムの行な
う動作の描像を得る事ができる。この方法によって、サ
ポート・ハードウェアは、ホストが実行している命令を
判定し、それらを、（サポート・ハードウェアによって
要求されているサービスをホストが実行している場合に
期待される）命令のリストと比較できる。

ここでアドレス可能要素へのアクセスについて若干の解
説を加える。そのような要素は各々、アドレス線と呼ば
れるバス中の信号線の配列、データ線と呼ばれるバス中
の信号線の配列、及び制御線と呼ばれるバス中の信号線
の配列を観測するものとみなす事ができる。各アドレス
可能要素内の小部分は、アドレス・デコーダと呼ばれる
要素である。アドレス・デコーダは、アドレス線のうち
のアサートされた信号線によって表されたアドレス及び
制御線のうちの制御信号の両者がそのアドレス可能要素
に関して適当で且つ正しい場合にのみ、アドレス可能要
素の内容にアクセスするためのデータ線を開く。もし要
素のアドレスがバス上に存在しなげれば、その要素に記
憶されているデータはその時にはアクセスできない。さ
らに、プロセッサは、アドレス可能要素によって観測さ
れる制御線もしくはアドレス１“諜乞アサートできない
か又はそのデータ線を観測できないならば、そのアドレ
ス可能要素の内容はそのプロセッサから論理的にアクセ
ス不能又は安全であると言われる。

これがサポート・ハードウェア中の非通信用のアドレス
可能要素とホスト・プロセッサとの間の関係である。従
ってこれらの要素の中で実行されるサポート・ハードウ
ェアの動作は、ホスト・プロセッサから完全に隠されて
いる。これらの要素からホストへデータを移動する事は
、データを安全なアドレス可能要素から通信用のアドレ
ス可能要素に移す事によってのみ可能である。一方、ホ
スト・ハードウェアは、そのバスがバス　レシーバを経
てサポート・ハードウェアにより観測できるので、サポ
ート・ハードウェアから動作を隠す事はできない。

これらの要素を与えると、ホスト・ノ・−ドウエアに関
連してサポート・・・−ドウエアの動作を概略説明する
事ができる。

サポート・ノ・−ドウエアのＣＰＵ、ＲＡＭ及びＲＯＭ
は、電源投入時にプロセッサがＲＯＭ中の固定した記憶
位置に見い出される命令を実行する事によって動作を開
始するという意味においてホスト・ハードウェアと同様
に機能する。それがホ″ストと協動して実行する動作は
流れ図に詳細に示されている。

これまでに示したように、このシステムによって保護さ
れるノアトウエアはフロッピー・ディスク等の磁気媒体
上で配布される。２重にマーク付けされた領域を形成す
るために前述のＭＭマーク及びＤＰマークを磁気媒体に
形成する方法を第２Ａ図〜第２Ｄ図を参照して説明する
。

第２Ａ図は媒体マーク３２等の識別記号を有するディス
ク６０の一部を示している。マーク５２は製造工程中又
は後にディスク６０に付けられる。

マーク３２は、ディスク上のある選択された領域を、書
込みヘッドに応答して磁化方位を変化させる事のないよ
うに、その磁気的特性を変化させる。

マークのサイズは１ピツトの占める領域からトラック全
体のサイズにわたる事も可能である。デイスフに情報を
書込むために、これらの領域は基本的に非磁性的か又は
永久的に磁化されている。即ち媒体上のこれらの選択さ
れた領域には非磁性又は永久磁化された標識が形成され
る。非磁性領域は、選択された領域から磁性材料を除去
する事によって形成され、一方永久磁化領域は、選択さ
れた領域に、ディスク上の元の磁性材料よりも充分に高
い保磁力を有する材料を付着する事によって形成しつる
。マーク５２を形成する方法の詳細は下記に示す。

非磁性標識は、製造時に、異なった型の媒体上に、基本
的に類似した工程によって形成される。

例えば、全ての媒体の製造工程は、基体を磁化可能粒子
の支持体で被覆する工程を含む。支持体は工程の開始時
には液体であり、「インク」と呼ばれる。フロッピー・
ディスク及びテープの場合、イ　　　　　　　イ７りは
粒子サイ″′を一様に保９ために沢過され一般にプラス
チック・マイラー製の基体上にスプレー、ワイプ、ロー
ラー等の方法で被覆される。

（「マイラー」はデュポン社の商標である。）被覆され
た基体は、インクを乾燥し、平坦化しそして被覆の厚さ
を固定するためにホット・ローラー及びコールド・ロー
ラーの間を通される。完成した媒体はディスク形又はリ
ボン形に切断され、フロッピー・ディスク又はテープを
形成するためにパッケージされる。もし基体が、何の磁
化可能粒子も含まないインクか又は通常の書込みヘッド
によって影響を受は得ない高い保磁力の磁化可能粒子を
含むインクを用いて事前にマーク付けされていれば、事
前にマーク付けされた領域のインクは、普通の製造工程
においてそれらの領域において普通のインクに置きかわ
るであろう。製造工程が終了した時、事前マーク付けさ
れた領域は非磁性又は永久磁化された標識になる。

製造中に非磁性標識を形成する第２の方法は、基体が被
覆される前に基体上に隆起したパターンを形成する事で
ある。インク被覆工程の間、インクは隆起領域を避け、
そこは非磁性のままになる。

これらの隆起領域は２つの方法で形成できる。（１）フ
ォトリングラフィ技術を使用する方法。基体を感光材料
で被覆し、マスクを用いて材料を光学的に露光する。次
に露光された感光材料を全て除去する。次に基体を通常
のようにインクで被覆する。

インクが固定されると、残留したフォトレジストを除去
し、所望であれば、生じた開孔部に非磁性又は永久磁化
可能の材料を充填する。　（２）所望のパターンの隆起
スポットを有する型を用いて基体を押し加熱する。次に
通常のようにインクを用いて基体を被覆する。

製造中に非磁性標識を形成する第３の方法は、基体の所
望の領域を、インクが付着しない材料で被覆し次に通常
のインク付着工程を行なう事である。この時、非磁性標
識ｊｄ磁性被覆中の孔になる。

既に製造されたディスクに標識を付ける事も可能である
。これは、ディスク製造業者、ソフトウェア販売業者又
は第３者の機器製造業者によって行なわれる。これを行
なうにはいくつかの方法があるが、そのうち２つを詳述
する。第１の方法は、標識の形成されるべき領域から磁
性材料を除去する方法である。これは少なくとも３つの
方法で行なう事ができる。最初のものは例えばレーザを
用いて磁性材料を熱的に切除又は光分解する事である。

その利点は高速で且つ再現性のある事である。

さらに標識のパターンは、レーザ・パルスを適当にプロ
グラムする事によりディスク毎に容易に変更する事がで
きる。大量生産の環境において、有効な構成配背はレー
ザの前面でディスクを回転する事である。この時レーザ
は１つ以上のディスク・トラックに沿って円周方向に所
望のパターンを切除する。既知の位置においてディスク
上にパターンを書込む工程は、ディスクの２回転よりも
短かい時間しかかからない。必要であれば、切除工程が
終了した後に研磨により表面の不整を除く事ができる。

磁性材料を除（２番目の方法は、機械的手段により、所
望のパターンに切除する事である。磁性材料を除く３番
目の方法は、ディスク材料を誘電的に加熱し、例えば所
定のスポットを溶融し、磁性材料を移動させる事により
、又は機械的手段により磁性材料を除く事である。

製造済のディスク上に非磁性標識を形成する第２の方法
は、機械的な型を用いてディスク表面に開部を形成する
事である。凹部の磁性材料は読取ヘッドから離隔し、磁
性を検出できなくなる。この方法はディスク表面を両側
ともに変型させるので、片面フロッピー・ディスクにし
か用いる事ができない。

第２Ｂ図は正規の方法でフォーマットされたディスク５
０を示す。媒体マーク６２はフォーマットされたセクタ
３４に位置している。マーク３２はセクタ中の１ビット
位置程度に小さくても、又１つ以上のフォーマットされ
たセクタ中にあってもよい。

第２Ｃ図に示すように、マーク３２を含むディスクの領
域に磁界が加えられる。この磁界はその領域において通
常のセクタ構造を壊し、大きな磁区を含む領域３６を生
じる。

１６　　　　　　次に第２Ｄ図に示すように、マーク６
２を含むセクタ以外の全てのセクタが再フォーマットさ
れる。フォーマットされた全てのセクタは正常なセクタ
として働き、そこにデータを書込む事ができる。媒体マ
ーク３２を含むセクタ３４は磁区パターン・マーク６８
等の第２の標識もしくはマークを含んでいる。これは以
下説明するコピー保護方式に利用する事ができる。

２重マーク付は領域の使用法を、第３図及び第４Ａ図乃
至第４Ｄ図を参照して説明する。

第３図は磁区パターン・マーク５８の内側に媒体マーク
３２を有するセクタ３４を示す。マーク３８は典型的に
はセクタのデータ・レコード６３の内側に形成され、こ
れは正常なデータ４０を含んでいる。データ・レコード
３６０前後にはセクタ・ヘッダ３１及びＣＲＣレコード
５５がある。

第４Ａ図〜第４Ｄ図は、磁区パターン・マーク６８及び
媒体マーク３２を測定する４つのステップの工程を説明
している。ステップ１では、第４Ａ図に示すように、磁
区パターン・マーク５８を含むセクタが読取られる。磁
区パターン・マーク３８から読取られたデータ４２は正
常なデータとは異なり、読取りを行なう毎に異なってい
る。ステップ２では、第４Ｂ図に示すように、セクタが
再び読取られる。磁区パターン・マーク３８の存在によ
り、マークの領域から読取られたデータ４２′は、ステ
ップ１で読取られたデータ４２とは相違している。これ
らの相違点の概略の位置と大きさは磁区パターン・マー
ク６８の存在を確認し、それを測定するのに役立つ。ス
テップ６では、第４Ｃ図に示すように、データがセクタ
に書込まれ、これは磁区パターン・マーク６８を破壊し
てそれを正常なデータで置きかえる。媒体マーク３２は
影響を受けない。ステップ４では、第４Ｄ図に示すよう
に、セクタが再び読取られる。媒体マーク３２の存在に
より、この読取データは、前回に書込んだデータとは予
測可能な形で異なっている。

これはプログラムが媒体マーク６２の存在を確認しそれ
を測定する事を可能にする。

以下の流れ図は、ホスト・ハードウェア２及びサポート
・ハードウェア１０で並行して行なわれる動作を示す。

これらの流れ図の中の手続きボックスのあるものはディ
ジタル・ワードをレジスタに置くといった非常に低レベ
ルの動作を示しているが、又あるものは大きなアルゴリ
ズムの実行を示している。流れ図は４つの部分に分割さ
れる。

それらは、（１）ホスト中のサポート・ソフトウェア、
（２）サポート・ハードウェア上の初回使用時の初期設
定（ＦＵｒ　；　ｆｉｒｓｔ　ｕｓｅ　１ｎｉｔｉａｌ
ｉｚａｔｉｏｎ　）機能（及びその入力）、Ｃ５）サポ
ート・ハードウェア上のロード、解読、実行（ＬＤＲ；
　１ｏａｄ、ｄｅｃｒｙｐｔ。

ｒｕｎ　）機能（及びその入力）、及び（４）ＦＵＩ及
びＬＤＲ機能の流れ図中のある機能ブロックの詳細な展
開である。大きなアルゴリズムを表わす機能ブロックは
展開されない。とい５のは、それらの表現しているアル
ゴリズムは計算システム、オヘレーテイング・システム
（％ＫＩＢＭ　　ｐｃＤＯ８）及び暗号の分野の普通の
参考書中に見い出す事ができるか又は自明なコードだか
らである。

これらの機能ブロックは、乱数列の生成、Ｒ３Ａ方式の
暗号化及び解読、一般的な暗号化及び解読、並びにＤＯ
Ｓサービスの要求を使用しなげればならない。

ＰＣＤＯＳサービスに関する情報はマニュアル；ｒＩＢ
Ｍｆイスク・オヘレーテイング・システム」１８Ｍパー
ツ・ナンバー６０２４０６１及び「１８Ｍテクニカル・
リファレンスＪＩＢＭパーツ・ナンバー６０２５００５
又は６９３６８０Ｂに見い出す事ができる。

暗号化又は解読を要求する全てのブロックにおいて必要
とされる暗号化及び解読動作の広範な説明が、［公開キ
ー暗号の数学（Ｍａｔｈｅｍａｔｉｃｓ　ｏｆＰｕｂｌ
ｉｃ−Ｋｅｙ　Ｃｒｙｐｔｏｇｒａｐｈｙ　）　Ｊ、　
マーチン　Ｅ。

ヘルマン（Ｍａｒｔｉｎ　Ｅ、　Ｈｅｌｌｍａｎ　）著
、サイエンティフィック・アメリカン、１９７９年８月
号、１４６〜１５７頁に見い出される。

第５図を参照すると、ホスト・ハードウェアにおいてサ
ポート・ソフトウェアが実行する機能が示されている。

保護されたディスクの初回の使用時にはＦＵＩ機能が行
なわれる。ＦＵＩ機能は１、！　　　　　　′″″″−
−＋ｙｏｖｇ−ｔ−°パ−１７”７を設置した７７テム
の現行ドライブに、上記コピー保護システムを用いた未
使用の配布ディスクを挿入する時に開始する。ユーザは
、プログラム名をタイプし改行キーを押す事によってソ
フトウェアの実行を要求する。ＤＯ３は４４に示すよう
に、その名前を有するファイルをディスク上で見い出し
、それをロードし、実行を開始する。このファイルは、
サポート・ハードウェアのサービス（初回使用時初期設
定、及びロード−解読−実行）を要求し且つ支持する前
述のプログラムである。このプログラムはホスト・ハー
ドウェア上で走る。サポート・ソフトウェアは４６に示
すように、キー・インデックス−・ファイル（ＫＩＦ）
と呼ばれるファイルが存在するか否かを判定するために
ディスク・ディレクトリを調べる。このファイルが存在
しなければ、それはディスクが初期設定されるべき事を
示している。このファイルは初期設定の過程で形成され
る。ソフトウェアの保護はこのファイルには決して依存
していない。このファイルが存在しない時、サポート・
ソフトウェアは、５０に示すように、ＦＵＩ機能の開始
を要求するためにサポート・ハードウェア中の通信レジ
スタにフラグをセットし、次に５４及び５６に示すよ５
にサポート・ハードウェアからのサービス要求を得るた
めにレジスタをポーリングする。代りに、サポート・ハ
ードウェアはサービス・プログラムを共通メモリにロー
ドし、読取りアクセスを許し、サポート・ソフトウェア
によるそのプログラムの実行を要求する事もできる。Ｋ
　Ｉ　Ｆが存在する場合、プログラムは５２に示すよう
に、ＬＤＲを要求するため通信レジスタをセットする。

いずれの場合も、５４に示すように通信レジスタは読取
られ、５６に示１−ようにサービスが要求されたか否か
が判定される。もしサービスが要求されて℃・なければ
、プログラムはステップ５４の開始点に戻る。サービス
要求のあった時、プログラムは５８に示すように通信し
Ｆ２スタを読取る。ステップ６０に示すように、サポー
ト・ハードウェアがサービスの開始を望んでいるか否か
が判定される。これは同期手枕きである。そのような要
求の存在しない場合、プログラムはステップ５８の開始
点に戻る。もし開始が要求されていれば、プログラムは
６２に示すようにサービス要求の実行に進む。サービス
が終了した時、サポート・ソフトウェアのプログラムは
、サポート・ハードウェアからの別の要求を処理するた
めに通信レジスタ読取ステップ５４の開始点に戻る。

第６図は、同じ時間フレーム中にサポート・ハードウェ
ア内で実行されるモニタ・ソフトウェアを示している。

サポート・ハードウェアは６４に示すように通信レジス
タを読取る。次にサポート・ハードウェアは６６に示す
よ５にＦＵＩ開始要求が起きたかどうかを判定する。そ
れが起きていれば、６８に示すようにＦＵＩが開始する
。このプログラムは第７図に詳細に示されている。ＦＵ
Ｉ開始要求が起きていなければ、プログラムはステップ
７０に進み、ＬＤＲの開始が要求されているかどうかを
判定する。そのような要求がなければ、プログラムはス
テップ６４の開始点に戻り、再び通信レジスタを読取る
。ＬＤＲ開始要求が起きていれば、プログラムはステッ
プ７２に進みＬＤＲを開始する。このプログラムは第１
１図に詳細に説明されている。

７つり７重図−２ｇＺｃ図はサポート・ノ・−ドウエア
で実行されるＦＵＩプログラムを示す。サポート・ハー
ドウェアは通信レジスタ中のＦＵＩ要求を見て、ステッ
プ７４に示すように、ホストから見て共通メモＩＪｆ；
！：書込専用にセットし、バス上の制御線を観測し始め
る。サポート・ハードウェア中σ）ファームウェアはホ
スト上で走っているサポート・ソフトウェアのコピーを
有している事に注意されたい。ホスト・プロセッサはそ
の命令をメモリから取り出さなければならな（・。もし
ホストによって取り出された命令の系列が、サポート・
・・−ドウエアに対して知られている系列と同一でなけ
れば、ユーザはトランザクションを記録するためにサポ
ート・ソフトウェアの彼自身のバージョンを用いて初期
設定トランザクションのコピーを得ようと試みている可
能性がある。この場合、サリ　　　　　ポート・ハード
ウェアは動作を中断し、従ってユーザの書いたサポート
・ソフトウェアのバージョンを用いる事によって初期設
定トランザクションに関する情報を得るという試みはく
じかれる。ファイル又はメモリから偽造情報を供給する
いかなるサポート・ソフトウェアのバージョンも、この
時点で失敗させられる。バスの制御を他のマスクに譲る
シングル・オペレータ・システム（例エバインテル社の
マルチパス）においては、サポート・ハードウェアは同
じレベルの保護を得るために、ここまでの事をする必要
はない事に注意されたい。

サポート・ハードウェアは、７６に示すように、暗号化
された解読キー（ＥＤＫ）及びディスクの２重マーク付
は領域について記述した暗号化されたファイル（ＥＭＤ
又は暗号化されたマーク記述子）が共通メモリにロード
される事を要求する。

ＦＵＩプログラムは次にステップ７８に進み、ホスト・
バスが要求に応じているか否かモニタし、ホスト・バス
上に予期しない動作を検出すると停止する（ステップ８
２ン。ホスト・システムが正しく命令に応じている場合
、プログラムは８４に進み、サポート・ハードウェアは
、ハードウェア製造業者によって組み込まれたＲ８Ａ秘
密解読キーを用いてＥＤＫ′ｆｆ：解読し、解読された
暗号化キー　（ＤＤＫ　）’ｇ作５１ｉする。次にプロ
グラムは８６に進み、サポート・ハードウェアはＤＤＫ
を用いてＥ　Ｍ　Ｄを解読し、解読されたマーク記述子
（ＤＭＤ）を作成する。次にプログラムは８８に進み、
２重マーク付は領域についての情報を判定する。

この情報はサポート・ハードウェアからのサービス要求
によって得られ、前述のマーク読取り方式により行なわ
れるので、２重マーク付は領域を非可逆的に変更する。

海賊行為を目的として、初期設定トランザクションの記
録を得るだめにディジタル記録装置を用いるという試み
は２つの方法によりこの時点で阻止しつる事に注意され
たい。サポート・ノ・−ドウエアにより行なわれる要求
は、余分のセクタ読取り及び書込みを含ませる事ができ
る。このようにすれば、圧倒的な量のデータを生成する
裏が可能であり、これを海賊版作成者は全て吟味しなけ
ればならない。サポート・ハードウェアの動作はユーザ
から隠されているので、海賊版作成者はトランザクショ
ンのどの部分が重要かについて何の手かかりも与えられ
ない。さらにサポート・ノ・−ドウエアは、これも安全
な場所にあるリアルタイム・クロックを用いて、上記の
混乱を特徴とする請求をランダム化し、その結果、与え
られたサポート・ハードウェア・システム上の各々の可
能な初期設定トランザクションが互いに異なるようにす
る事ができる。これらの手続きはステップ８８及び１０
２で実施されている。さらにＭＭマークを検出するため
にマーク付はセクタに書込まれるパターンは、成功した
初期設定のホスト側の動作を再現する事によってサポー
ト・ハードウェアをあざむこうとする努力を無効にする
ために、内容的にランダムする事ができる。

第８図を参照する。これは第７Ｂ図のブロック８８のよ
り詳細な流れ図である。９０に示すように、リアルタイ
ム・クロックが読取られ、９２に示すように乱数列が生
成される。この数列は９４に示すようにディスク上のセ
クタの数に対して正規化されている。９乙に示すように
、マーク付はセクタを示す全ての数は数列から構成され
る装置に９８に示すように、２重マーク付は領域の測定
に必要なディスク読取り及び書込み回数に等しい数の要
素を持つ単調増加乱数列が生成される。この数列は１０
０に示すように、９２で生成された数列中の要素の数に
正規化される。次にプログラム１ｄｉ７Ｂ図のブロック
１０２へ進む。

これらの手続きの正味の効果は、後にＦＵＩ動作で用（
・るため０２つの乱数列を生成する事である。１つの数
列はセクタ１１″ｒ号の乱数リストであるうこれらのセ
クタ１２マークの測定に使われる読取り及び書込みを隠
蔽するために読取り及び書込みされる。もう１つの数列
は、妨害用の読取り及び書込みの系列中で意味のある読
取又は書込みの行なわれるべき時を示す番号のリストで
ある。このリストによって示される動作の系列は、ユー
ザには利用できない情報（リアルタイム・クロックのべ
　　　　　　状態及び乱数化アルゴリズム）に依存して
いる。

従って、それは、ホストの供給するデータを偽造する事
で２つ以上のシステムの初期設定を可能にしようとする
試みン阻止するように作用する。

１０２に示すように、引数としてセクタ系列の次の要素
を用いたサービス要求が通信レジスタ中に置かれる。プ
ログラム・ステップ１０２のより詳細な流れ図が第９Ａ
図及び第９Ｂ図の流れ図に示されている。１０４に示す
ように、セクタ系列中の次の要素が決定される。セクタ
系列中の番号の位置Ｈ１１０６に示すように、第８図の
ステップＩＣ１Ｏで用意された数列中のどれかの番号に
等しいか否かを判定するだめに検査される。但し最初の
要求の時は、「次の」要素はセクタ系列の第１の要素で
ある。この判定に応答して、１０８に示すように、判定
結果がイエスであればプログラムは１１０に進み、そこ
でＭＤデータを得るために必要な次の読取り又は書込み
が要求される。次にプログラムは１１２に示すようにセ
クタ内容を安全なＲＡＭに移し、次に１１４に示すよう
に共通メモリを書込み専用にセットする。もし１０８の
質問に対する応答がノーであれば、プログラムは１１６
に進み、この番号が再び数列中に現れたか否かが判定さ
れる。この判定は１１８で行なわれ、もしその答がイエ
スであればプログラムは１２０に進み、その番号δで有
するセクタの読取を要求する。次に１２２に示すように
、共通メモリからセクタ内容を安全なＲＡＭに移す。こ
れは後に妨害用書込み動作に使用するためである。次に
プログラムは１１４に進み、共通メモリを書込み専用に
セットする。もし１１８における応答がなければ、プロ
グラムは１２４に進み、そのセクタ系列中に以前に奇数
回番号が現れたか否かを判定する。この判定はステップ
１２６で行なわれ、もし答がイエスであればプログラム
はステップ１２８に移り、記憶されたセクタの内容を共
通メモリに移動させ共通メモリを読取−書込み用にセッ
トする。次にステップ１３０に移り、共通メモリの内容
をそのセクタに書込むように要求する。ステップ１２６
で応答が存在しない場合、プログラムはステップ１５２
に移り、その番号を有するセクタの読取を要求する。ス
テップ１３４に示すように、これらの可能なコースの各
々に必要な時間を同じにするために、休止状態が生じる
。これは、サポート・ハードウェアによって行なわれて
いる機能。

をユーザの視点から隠すのに役立つ。次にプログラムは
１１４に進み、共通メモリを書込専用にセットする。

これらの手続きの正味の効果は、必要な読取り及び書込
み動作が埋め込まれたディスク読取り及び書込みのラン
ダムな系列をホスト・システムに要求する事である。混
乱を目的としてアクセスされるセクタの系列及び測定ア
クセスの行なわれるセクタ系列中の点は、ステップ８８
で生成された２つの数列によって判定される。これらの
数列はユニークであり、ＦＵＩの時にサポート・／・−
ドウエアによって決定されるので、トランザクションを
偽造しようとする試みは妨げられる。

第７Ｂ図に戻る。次にプログラムは１０２かも１６６へ
進み、バスをモニタする。ステップ１６８ではホスト・
システムが正しく動作しているかどうかのテストが行な
われる。ホスト・システムがサポート・ハードウェアの
要求に対して正しく応じていなげれば、プログラムはス
テップ１４０に移り、停止する。そのような事がなけれ
ば、プログラムはステップ１４１に進み、サービスに関
する最後の要求が終了したか否かがテストされる。

もし答がノーであれば、プログラムはステップ１０２に
戻り、もう１回ループを回る。判定結果がイエスであれ
ば、プログラムはステップ１４２に進み、データからマ
ーク記述子（ＭＤ）を計算する。サポート・ハードウェ
アは、サポート・ソフトウェアによって共通メモリにロ
ードされた重要なデータを安全なメモリに移動させる。

次にそのデータからＭＤが導出される。ステップ１４４
に示すように、ＤＭＤとの比較が行なわれ、ステップ１
４５に示すように有効なＭＤか否かがテストされる。サ
ポート・ハードウェアは、ＤＭＤをＭＤと比軸して、Ｍ
ＤがＤＭＤの（ハードウェアを原因とする）変動限界内
にあるか否かを判定する。

、４　　　　　もしそうでなげれば、ディスクは偽造と
判定され、ステップ１４６に示すように処理は停止する
。

また、いくつかの２重マーク付は領域及びいくつかのＤ
ＭＤがディスク上に設けられている場合、サポート・ハ
ードウェアはそれらで再試行できる。

ＭＤが有効な場合、プログラムはステップ１４８に進み
、２重マークが失なわれたかどうかを確認する。この確
認は前述のステップ８８〜１４４と同様である。サポー
ト・ハードウェアは、２重マーク付は領域についてのデ
ータの新しい組をサポート・ソフトウェアによって得さ
せる。もし最初のＭＤからの比較結果が許容限界内であ
り、新しいＭＤがＤＰマークが破壊されシステムに存在
するディスクがオリジナルの配布ディスクである（これ
はそのＭＭマークのパターンによって示される）事を示
すならば、ステップ１５０のテストは真である事がわか
る。さもなければ、プログラムはステップ１５２に進み
、停止する。マークが消去された事が確認されると、プ
ログラムはステップ１５４に進み、キー・インデックス
（Ｋ　Ｉ　）が共通メモリに置かれ、ＫＩによって参照
されるＤＤＫがＥＥＰＲＯＭに記憶される。共通メモリ
はステップ１５５で読取／書込用にセットされる。

次に通信レジスタが、ステップ１５６に示すように、キ
ー・インデックス・ファイル（ＫＩＦ）中にＫＩを記憶
するために、ファイル形成及び書込の要求をセットする
。そしてステップ１５８に示すようにプログラムは終了
する。

ホスト中で実行されているサポート・ソフトウェアは、
要求を処理し、ＫＩＦを形成しその中にＫ　Ｉを記憶す
る事によって要求に応答する。

このようにしてＦＵＩ機能が終了すると、サポート・ソ
フトウェアは、ロード−解読−実行機能を要求するか又
はユーザにシステムの制御を戻すことができる。

この段階で、ディスク及びサポート・ノ・−ドウエアは
共にＦＵＩ機能によって変更されている。

２ｖマーク付は領域は、ＭＭマークを構成する磁化不可
能領域を発見する過程で破壊された。またサポート・ハ
ードウェアは新しく・ＤＤＫをそのＥＢＰＲＯＭに付加
する県によって変更されている。

このＤＤＫは、ホスト・ノ・−ドウエア上のユーザ・メ
モリ中には決して露出されない。その暗号解読後、ユー
ザは、ただそれを参照するために、ユーザにはアクセス
不可能なメモリへのインデックスを与えられるだけであ
る。ＦＵＩ以前に作成されたバックアップ・コピーはＫ
ＩＦを持たないので無効である。従ってそれらはＦＴＪ
Ｉを行なわなげれば使用できないが、それらのディスク
は正しい２重マーク付は領域が欠如しているので、ＦＵ
工に失敗する。オリジナル・ディスク上のマーク領域は
後の動作では使用されず、他のサポート・ハードウェア
を装備したシステムに受は入れられる形ではない。従っ
て他のシステムでＥＤＫがＤＤＫに解読され初期設定動
作が行なわれる事はない。ＫＩＦは他のシステムでは正
しい解読キーを参照しない。

ＦＵＩ後、ユーザはディスクのバックアップ・コピーを
何枚でも作成できる。さらにディスク上のファイルのコ
ピーをユーザのハード・ディスク上に置く事もできる。

情報（ＤＤＫ）は、配布ソフトウェアの特定のコピーを
初期設定したサポート・ハードウェアの中にしか、使用
可能な（解読された）形で存在しない。従ってユーザの
作成したバックアップ・コピーは他のユーザには使用で
きないが、（ＦＵＩ後に作成された〕各々のコピーは最
初のユーザには完全に良好なバックアンプである。

もし保護されたディスクの海賊版作成がＦＵＩ後に試み
られるとすれば、海賊版作成者はサポート・ハードウェ
アなしに作動するコピー又はサポート・ハードウェアな
有する他のシステムで作動可能なコピーの作成を試みる
事ができよう。しかしサポート・ハードウェアを持たな
いシステム用のコピーを作成する事は、ＦＵＩ前と同じ
障害に直面するであろう。またサポート・ハードウェア
を有する他のシステムに移すために（２枚以上の）任意
の数のディスクのコピーを作成する事も以前と同様の困
４ｉ１に直面するであろう。ＤＰマークを配布ディスク
上で再生して、それを他のシステム′：　　　　　　上
でのＦＵＩに再使用できるよ５　ｊ／／：するという可
能性もある。もしこの困・・羨な（特殊な装置を必要と
する）仕事が成功したとしても、その成功はターゲット
・システム上でＦＵＩ動作を実行する事によってしか判
定できないであろう。それには、おそら（回復を行なう
毎に何回かの再試行が必要であろう。このようにして再
試行を行なうコスト及び（ＭＭマークを有する）特定の
１枚だけのディスクしか海賊版ソフトウェアを保持でき
ないという事実により、海賊版作成に成功したアプリケ
ーションの利用性及び普及は大幅に減少するであろう。

第１０図はＦＵＩ手続き中で利用される、ホストが正し
く動作しているか否かを監視する手続きの流れ図である
。ホストの監視は、サポート・ハードウェアがホストよ
りも大幅に速いか又はサポート・ハードウェアがこの仕
方に専用の高速のハードウェアケ含んでいる事を前提と
している。プログラムが始動すると、ステップ１６０に
示すようにホスト・バスの状態が読取られる。次にステ
ップ１６２に示すように、ホストが通信レジスタをポー
リングしている（これがホストの行なうべき事の全てで
、ちる）か否かが判定される。そのようなポーリングが
、起きている事の全てでなげれば、プログラムはステッ
プ１６４に進み停止する。

そのようなポーリングが起きていれば、プログラムはス
テップ１６０に進み、ホストが動作を開始するようＶＣ
信号する。ホストによって実行される次の命令が、ステ
ップ１６８に示すよ５に、カウンタ・セット値と共にＲ
ＯＭから取り出されるカウンタ・セット値は、ホストの
動作の命令取り出しフェーズを実行するのに必要な時間
の近似値でちる。次にカウンタはステップ１７０に示す
ようにこの値にセットされる。次にサポート・ハードウ
ェアは、ステップ１７２に示すように、（バス・レシー
バにより）メモリ取り出しに関してホスト・バスを監０
７．する。次にステップ１７４に示すように、取り出し
に許された時間が終了したか否かを見るために、カウン
タがゼロかどうかテストされる。もしカウンタが０に等
しければ、プログラムｔよステップ１７６に進み停止す
る。もしカウンタが０に等しくなげれば、プログラムは
ステップ１７８に進み、期待された命令が取り出された
か否かるｆ判定する。もし期待された命令が取り出され
なかったη【らば、プログラムはステップ１７２に戻る
。もし期待された命令が取り出されたならば、プログラ
ムはステップ１８０に進み、取り出された命令が最後の
命令か否かを判定する。もしこれが最後の命令ならば、
プログラムはステップ１８２に進み、この手続ぎを出る
。これが最後の命令でなければ、プログラムはステップ
１６８に戻り、ホストが正しく応じていればホストが取
り出すものと期待される次の命令を取り出す。

これでＦＵＩ手続きは終了する。アプリケーション・ソ
フトウェアをその後に使用する時は、ユーザは初期設定
された配布ディスク又（ｄディスクのバックアップ・コ
ピーを彼のシステムの現行ドライブに挿入する。もしデ
ィスクをハード・ディスク上にバックアップしていれば
、このステップはとばしてもよい。次にユーザは、プロ
グラム名をタイプし改行キーを押す事によってアプリケ
ーション・ソフトウェアの実行を要求する。ＤＯ８は、
その名前を持ったファイルをディスク上に見い出し、そ
れをロードし、そしてその実行を始める。このファイル
は、実際は、サポート・ハードウェアのサービス（ＦＵ
Ｉ及びＬＤＲ）ｇ要求し支援する前述のサポート・ソフ
トウェアである。

サポート・ソフトウェアはディスク・ディレクトリを調
べ、そのディスクが初期設定された事を示すファイルが
存在するかどうかを判定する。このファイルはＫ　Ｉ　
Ｆである。サポート・ソフトウェアばＫＩＦ及びアプリ
ケーションの暗号化部分を共通メモリにロードする。そ
して、ＬＤＲ機能の開始を要求するためにサポート・ハ
ードウェア中の通信レジスタにフラグがセットされる。

第１１図を参照すると、ＬＤＲ機能に関する流れ図が示
されている。ＬＤＲ機能はステップ７２に示すように開
始する。サポート・ハードウェアは、ステップ１８４及
び１８乙に示すように、サポート・ソフトウェアによっ
て共通メモリにロードされたデータを安全なメモリに移
す事によってＬＤＲ動作ヲ開始する。その代りに、サポ
ート・ハードウェアは、解読の中間結果又は最終結果が
ユーザに利用できない事を保証するために、ホストが共
通メモリを読む事を禁止してもよい。

ステップ１８８では、暗号化されたファイルが完全か否
かが判定される。これはファイルが共通メモリよりも大
きい時に必要である。ファイルが不完全な時、プログラ
ムはステップ１８９に進み、ファイルの次の部分を要求
し、ステップ１８６に戻る。もしファイルが完全であれ
ば、プログラム（τ１ステップ１９０に進み、ホスト上
のサポート・ソフトウェアに、アプリケーションの非暗
号化部分をロードし実行するように指令するために、通
信レジスタをセットする。サポート・ハードウェアはス
テップ２００に示すように、ソフトウェアを解読し実行
を［：４始する。サポート・ソフトウェアは、アプリケ
ーションの非暗号化部分］でホスト・コンピュータの作
業メモリにロードし、アプリケーションの非暗号化部分
の実行を始める事によってそれ自身の実行ケ終了する。

サポート・ソフトウェアは、サポート・ハードウェアに
対するさらに別のサービス呼び出しに関してそのサポー
トが必要であれば、終了した後もオペレーティング・シ
ステム・サービスの拡張部としてメモリ中に留ることが
できる。サポート・ハードウェアの安全なメモリ中にあ
る解読されたアプリケーションの部分は、ホストの作業
メモリ中のアプリケーションの部分と共に（安全なメモ
リ中で）並行して実行される。こ才しらの部分は共通メ
モリ及び通信レジスタを介し７て通信することができる
。アプリケーションの終了時に、ステップ２０２に示す
ようにＬＤＲ機能を出る。

プログラムの実行を停止させホスト・メモリのロード可
能ｔｃ　２値イメージを形成しようとする事によって海
賊行為を行：＋、、おうとしても、その・ｒターフ２は
アプリケーションの使用可能なバージョンで（−ｊ、な
い。というのはサポート・ハードウェア上で実行される
ソフトウェアの部分が利用不可能だからである。

従って、このシステムは、単一の機械使用いる斤ｌを除
けば、保Ｆｊ％されたコードにアクセスするあらゆる道
を閉ざしている。バックアップ・ディスクの作成を含め
７’ｌ、正１．い所有者による使用は基本的には妨げら
れない。

Ｇ１発明の効果 本発明によれば、改良されたソフトウェア・コピー保護
機構が提供される。

また、本発明の１態徐によれば所与のソフトウェアが単
一の計算機械上でしか動作できないような、改良された
ソフトウェア・コピー保護機構が提供される。

また、本発明の１態様によれば所与のソフトウェア及び
そのコピーが単一の計算機械上でしか動作できないよう
な、改良されたソフトウェア　コピー保護機構が提供さ
れる。

さらに、本発明の１態様によれば、ディスク又は他の磁
気媒体使用いて配布されるソフトウェアを単一の計算機
械上でしか使用できないようにすると共に、計算機械の
一部分を形成する干渉防護型のコプロセッサ中に記憶さ
れたプログラムの実行によってオリジナル・ディスクを
変更するまではオリジナル・ディスクが機能的にコピー
不可能であり、且つオＩＪ　ｊ）ナル・ディスク上の変
更されたソフトウェアはコピー可能であり、そのコピー
ｒよその変更を行なったコプロセッサを含む計算機１戊
上でしか動作しないような、改良されたソフトウェア・
コピー保ｉ（％　機構が提供される。

【図面の簡単な説明】

、１．ｓ　１図・；ｒシサポート・）・−ドウエアを含
む計算システム全体の概略図、 第２Ａ図〜−７３２Ｄ図は２重マーク付領域をいかにし
て形成するかを示す図、 第３図はデータ・レコードに対する２重マーク付領域の
配置を示す、ディスクのセクタの部分？示す図、 ；−ニーｒ　Ｊ　Ａ図〜第４Ｄ図は、２重マーク付領域
の一４’７在を確認するためにディスクのセクタに読み
書きＩ　　　　　　を行ｔｃ　５工程を示す図、第５図
（はホスト計算機上で実行されるサポート・ソフトウェ
アを説明する流れ図 第６図はサポート・ハードウェア上で実行されるモニタ
・ソフトウェアを説明する流れ図、第７図は第７Ａ図〜
第７Ｃ図の関係を説明する図、 ｉＺＡ図〜第７Ｃ図はサポート・ハードウェアで実行さ
れる初回使用時初期設定（ＦＵＩ）ソフトウェアを説明
する流れ図、 第８図は１１９７Ｂ図のステップ８８の詳細な流れ図、 第９Ａ図及び第９Ｂ図は第７Ｂ図のステップ１０２の詳
細な流れ図、 第１０図は第７Ａ図のステップ７８及び第７Ｂ図のステ
ップ１３６の流れ図、 第１１図はロード−解読−実行（Ｌｌ）Ｒ）プログラム
の流れ図である。 出願人　インターｆ”ｆｌｆ）Ｌ／−ｄ之ネス・マシー
ンズ・コーポレーション代理人　弁理士　　頓　　　宮
　　　孝　　　−（外１名） 第３図 セクタ・ヘッダ　　　　　　　　デニタ、レコード　　
　　　　ＣＲＣＬコード′　　　　　　　　　　　　　
　　　　サセートｊ、−ドウ、アで実行８耗るモニタ・
ソフトゆエア 第６図 第７Ｃ図 ８６−ｂｌら ＦＬＪＩ中のス子ツブ８８ 第８図 ８８又１工１４１から 第９Ｂ図　　　　１３６へ

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 下記の諸ステップを含む、磁気媒体上に記憶されたソフ
   トウェアのコピー保護方法。 （ａ）各々複数のビット記憶位置を有する複数のセクタ
   に分割された複数のトラックの形に上記媒体をフォーマ
   ットするステップ； （ｂ）第１のマークを形成するために、少なくとも１つ
   のトラックの少なくとも１つのセクタの少なくとも１つ
   のビット記憶位置に物理的マークを形成するステツプ； （ｃ）第２のマークを形成するために、上記物理的マー
   クを含む磁気媒体の領域に磁界を印加するステップ； （ｄ）上記物理的マークを含むセクタを少なくとも除い
   た全てのセクタにおいて上記磁気媒体を再フォーマット
   するステップ； （ｅ）コピー不可能な上記第１のマーク及び第２のマー
   クによつて表現された情報を、上記媒体上に記憶された
   上記ソフトウェアの一部として用いるステップ。