JP4183724B2 - 記録担体のコピー保護方法、コピー保護された記録担体およびアクセス制御情報を検出する方法 - Google Patents

記録担体のコピー保護方法、コピー保護された記録担体およびアクセス制御情報を検出する方法 Download PDF

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Description

本発明は、メイン情報を有するイメージファイルを生成し、前記メイン情報へのアクセスを制御するアクセス制御情報を発生させ、既定のフォーマットおよびエラー訂正ルールを前記イメージファイルに適用することによってビットシークエンスを形成するステップと、前記ビットシークエンスをマークの物理パターンに翻訳するステップとにより、前記イメージファイルと前記アクセス制御情報とに応じてマスタキャリアを作成し、そして前記マスタキャリアを使用して前記記録担体をマルティプリケートする、既定のフォーマットおよびエラー訂正ルールにしたがって記録担体に格納されている情報を有する記録担体をコピー保護する方法に関する。
本発明は、さらに、メイン情報と前記メイン情報へのアクセスを制御するアクセス制御情報とを有する情報を既定のフォーマットとエラー訂正ルールとにしたがって、表示する、そこに格納されているビットシークエンスを有するコピー保護された記録担体にも関する。
本発明は、さらにそのようなコピー保護された記録担体のアクセス制御情報を検出する方法にも関する.
本発明は、さらに、前記記録担体に格納されたビットシークエンスを抽出する読み出し手段と前記ビットシークエンスのエラー訂正ユニットとを有する、そのようなコピー保護された記録担体から情報を検索する検索回路にも関する。
記録担体をコピー保護するシステム、コピー保護された記録担体および読み出し回路は、EP-0545472 (参考文献リストの公報Dl) により公知である。この既知の記録担体は、予め設けられたガイドトラック、いわゆる既定溝を有する。既定溝によって決定されるトラックでは、既定方法により書きこまれた情報は、走査される表面の高さのような第一物理量の変分によって形成される光学的に読み込み可能なパターンによって表される。既定溝は、ウォブルとも呼ばれる、横方向の偏位のような第二物理量の変分も有する。既定溝のウォブルはFM変調されていて、この変調は、スクランブルされた情報として格納されている情報を再現するデスクランブルコードのような情報に関するアクセス制御情報を表す。この既知のデバイスは、このパターンを読み出すための読み出し手段とアクセス制御情報を復元するための復元手段とを有する。この既知のデバイスと情報担体は、制御された情報再生を行うシステムを構成する。この目的のために、このデバイスはアクセス制御情報に応じて情報を再生させる手段を有する。情報が、書き込み可能な情報担体にコピーされる場合、書きこみプロセスの間、パターンしか書き込まれず、コピー自体はいかなるアクセス制御情報も含まないので、このコピーの情報は再生されない。この既知のシステムの問題点は、読み出し手段が、 第二物理量の変化を検出することによって、アクセス制御情報を復元することができなければならない点である。
WO 95/03655 CD PROM暗号化システム EP-0545472 (PHN 13922) 物理的なコピー保護を有する閉じた情報システム GB 2076569 (PHQ 80009) CIRCエラー検出・訂正.
本発明の目的は、書き込み可能な情報担体への使用可能なコピーの作成をコントロールできる、物理量の変分に依存しない記録担体のコピー保護システムを提供することである。
この目的のために、第一パラグラフに記載される本発明の記録担体のコピー保護方法が特徴とする点は、前記マスタキャリアの作成ステップ中、前記ビットシークエンス内のビットが、当該エラー訂正ルールにより訂正が出来ず、かつエラーパターンを構成する論理エラーを構成するように、前記アクセス制御情報にしたがって変更される点である。第一パラグラフに記述されたコピー保護された本発明の記録担体が特徴とする点は、前記ビットシークエンスが、当該エラー訂正ルールにより訂正することができずかつ前記アクセス制御情報の少なくとも一部を表すエラーパターンを構成する論理エラーを構成するビットエラーを有する点である。これらの実施例は、容易にエラーパターンを検出することができると言う点と、このような記録装置には操作することが出来ないエラー訂正ルールが組み込まれているので、標準の記録装置では記録担体のコピーに格納された情報にエラーを含ませることができないと言う点で、有利である。
本発明の第二の観点によると、このようなコピー保護された記録担体上のアクセス制御情報を検出する方法が特徴とする点は、前記方法が、前記エラーパターンにしたがって論理エラーを持つべきエラー位置を全てではなく、少なくとも1箇所選択するステップと、前記選択されたエラー位置を読み込むことによりエラーの存在を検証するステップとを有する点である。このような第一パラグラフに記載されるコピー保護された記録担体から情報を検索するための検索回路が特徴とする点は、前記回路が、前記エラーパターンにしたがって論理エラーを持つべきエラー位置を全てではなく、少なくとも1個所選択することと、前記読み出し手段を介して前記選択されたエラー位置を読み出すことによりエラーの存在を検証することとにより、前記アクセス制御情報を検出するように構成されている、前記情報への前記アクセスを制御するアクセス制御手段を有する点である。このことは、利用可能である数多くのエラー位置から数個のエラー位置のみを選択することにより、アクセス制御手段を高速応答にすることができるので、有利である。エラーをもつ1個のセクターを自動再試行により読み出すには、CD-ROMドライブのような標準の読み出し装置の場合、最大30秒かかる。また、不法コピーを意図する者は、各アクセス制御セッションに対し異なった位置を選択するので、このアクセス制御プロセスを模倣する困難性は増大する。
WO 95/03655 (特許文献１）が、製造後選択されたセクターに損傷を与えて従来の読出しシステムでは読み出し不可能となるようにプログラムしたキーにより、CD−ROMの情報を暗号化したCD PROM暗号化システムを開示していることは注記すべきである。選択されたセクターは、大出力レーザによって物理的に破損させる。記録担体は、正規のユーザまたはユーザグループに特定のキーを与えることによって、個別に使用することができる。
また、本発明は以下の認識にも基づく。記録担体の選択された部分を物理的に傷つけると、物理マークは破壊されてしまう。このような損傷部分を読み出すとき、読み出しヘッドがトラックを追随できなくなったり、または読み出された信号からビットシークエンスへの翻訳が中断したり、同期が取れなくなったりする。これらは、全て、制御することの出来ない程多数のエラーを発生させる。そのうえ、物理的な損傷は、物理量から容易に検出されるので、物理的手段によって不法コピーを意図する者によって模倣されるかもしれない。また、物理的にセクターを傷つけることは、生産コストの増大をまねく。本発明は、エラーの論理パターンに基づいているので、生産コストを増加させずに、得られるエラーを正確に制御できる。加えて、本発明者等は、物理エラーはバーストエラーと類似し、この種のエラーは、エラー訂正と情報検索のためのデフォーマッティングのさいのビットシークエンスに通常適用されるデインターリービングにより広く分布することになるので、物理エラーを検索された情報の限られた部分でエラーを発生させるのに使用することは出来ないとの認識を有していた。したがって、コピー保護された記録担体の一実施例が特徴とする点は、前記ビットシークエンスが情報ビットとエラー訂正ビットとを有し、前記情報ビットが前記ビットエラーを有し、および／または前記ビットエラーが、再生時にエラー語訂正ルールにより訂正することができないエラー語内に蓄積されるような位置に置かれる点である。このことは、どのエラービットも検索された情報の他の部分には分布せず、ビットエラーが、不明瞭でない論理エラーとなるエラー語に集中化されるので、有利である。
その記録担体が、アドレス可能なセクターに細分割されているコピー保護された記録担体の別の実施例が特徴とする点は、前記記録担体が、エラーセクターと非エラーセクターとを有するパディング領域を有し、そのエラーセクターが前記論理エラーを有しかつ前記エラーパターンを構成している点である。セクターをエラーパターンの構成要素として使用することは、標準の読み出し装置が、セクターごとに読み出し情報を読み出して処理を行い、補正不可能なエラーをセクター内のどこかで検出した場合、エラーメッセージを発生させるという利点を有する。
このコピー保護された記録担体の別の実施例が特徴とする点は、エラーセクターに隣接している非エラーセクターに対応する前記ビットシークエンスの部分が、何のビットエラーも実質的に有しない点である。いくつかのよごれやスクラッチが存在している場合、影響を受けたセクターは、ランダムまたは小さいバーストエラーを示す。ビットエラーを意図的に設けている状況で、このようなエラーが訂正されなければならなかった場合には、非エラーセクターがエラーセクターとして分類されてしまう危険性が増大するであろう。意図的なビットエラーを実質的にもたないことは、非エラーセクターが誤って分類される確率が低いので、有利である。
コピー保護された記録担体の別の実施例が特徴とする点は、前記記録担体が、前記メイン情報が一部分を占め、前記パディング領域がその残存部分を実質的に占める既定の情報記憶容量を有する点である。これは以下の利点をもつ。エラーパターンを構成するすべての論理エラーは、パディング領域のすべてを読み込まなければ検出できない。通常の記録担体の場合、情報記憶容量の大部分は使用されていないが、製造コストを増大させずにこれをエラーパターンに利用することができる。再試行によりエラーをもつセクターを読み込むのに、例えば、20秒間かかるとすると、容量の60%が未使用であるCD-ROMのパディング領域全てを読み込むためには1000時間もかかることになる。
アクセス制御情報を検出する方法の一実施例が特徴とする点は、前記方法が、前記エラーパターンにしたがって論理エラーを持つべきでない非エラー位置を全てではなく、少なくとも1箇所選択するステップと、前記選択された非エラー位置を読み込むことによりエラーの不存在を検証するステップとをさらに有する点である。これは、非エラー位置にエラーも有する不正コピーを検出することができるので、有利である。
アクセス制御情報を検出する方法の別の実施例が特徴とする点は、少なくとも1個の非エラー位置が、エラー位置に隣接するように選択される点である。このことは、物理またはバーストタイプのエラーがより多くの位置にわたって分布する不正コピーをデインタリービングルールにより検出することができるので、有利である。
本発明のコピー保護された記録担体、検索回路および方法の他の有利で、好ましい実施例は、従属項に与えられている。
第1図は、ディスク形状のコピー保護された記録担体1を図式的に示す。この記録担体は、中心孔10の周りに巻線の螺旋状に配置された情報を格納するトラック9を有する。また、巻線は同芯状にらせん状に配置しても良い。記録担体1は、周知のCDのような、透明基板が記録層と保護層とで覆われている光学的に読み出し可能なタイプである。情報担体上の情報は、光学的に読み出し可能なマークのパターンによって表される。バイナリ情報信号は、例えば、マークの位置そして/又は長さにより表される。マークは、CD-ROMのような読み出し専用CDに通常使用されているプレスにより形成され、穴あけされたピットとピットの間のランドとが情報を表す。本発明は、情報が既定のエラー訂正ルールにしたがって記録される、高密度光学ディスクDVD (Digital Versatile Disc)、光学テープまたはディジタルビデオ用磁気テープのような、いかなるタイプの記録担体にも使用することができる。トラック9は、格納された情報を読み出す読み取りヘッドによって走査することができるマークを有している。これらのマークは、CDのEFM (Eight to Fourteen Modulation)のようなチャネルコードにしたがってビットシークエンスを表す。ビットシークエンスは、CDのCIRC (Cross Interleaved Reed-Solomon Code)のような既定のエラー訂正とフォーマットルールにしたがって情報を表す。記録担体は、フォーマットルールにしたがって、CD-ROMの場合のように、アドレス可能なセクターに細分割しても良い。CD-ROMは、ISO 10149標準、CD-ROM仕様に記載されている。
メイン情報を有するコピー保護された記録担体1の情報は、メイン情報と、必要なアクセス制御情報の全てを有していない不正コピーにコピーされたメイン情報へのアクセスを阻止するように、メイン情報へのアクセスを制御するアクセス制御情報とを有する。本発明によると、コピー保護された記録担体1には、アクセス制御情報の少なくともいくつかを表すエラーパターンを構成する論理エラー2が設けられている。エラーパターンは、既定の位置に少なくとも1個の論理エラーを有するが、多くの既定位置に論理エラーのパターンを有するのが望ましい。新しいタイトルをコピー保護された記録担体で配付するたびに、異なったエラーパターンを発生させても良い。エラーパターンの一実施例では、エラー位置は、非エラー位置または基本情報と混在させるべきである。さらにエラーパターンは、非エラー位置の間に多くの孤立しているエラー位置を有していても良いが、いくつかの連続したエラー位置を有していても良い。エラー位置のパターンは、50%のエラー位置と50%の非エラー位置とを有する、既定のアルゴリズムによって種子値から発生させた疑似無作為のパターンであることが望ましい。エラーパターンは、アクセス制御手続きで検証されなければならない。この手続きは、メイン情報を使用する処理手続きに不可分に組み込まれている。少なくとも1個のエラー位置が、望ましくは、エラー位置の近傍の少なくとも1つの非エラー位置も、検証されるべきである。これにより、不法コピーを意図する者が物理的に数個の位置を傷つけることによってエラーパターンを模倣することができなくなる。論理エラーは、ビットシークエンス内の多くのビットエラーによって構成される。ビットエラーの数は、当該エラー訂正ルールでは訂正不可能である。標準の記録装置を使用してビットエラーをコピーすることは不可能である。このような装置は、エラー訂正ビットなしで記録される情報しか受け付けない。レコーダーは、組み込まれている既定のエラー訂正とフォーマットルールにしたがってこの情報を処理し、新しいビットシークエンス（新たに発生したものと本来正しいエラー訂正ビットも含む）を発生させる。したがって、この新しいビットシークエンスは、どんなエラーも有しない。そして、標準記録装置でこのビットシークエンスのビットを変えるためにアクセスすることはできない。この新しいビットシークエンスを、書き込み可能な記録担体に記録しても良いが、その記録されたコピーはエラーパターンを持たないであろう。マークを読み出した後のエラーデコーディングステップにより訂正することができないように、マークの物理パターンを書き込む前に、論理エラーをエラーエンコーディングの後にビットシークエンスに与えるべきであることは注記される。より高いレベルへのフォーマットプロセスは通常、ソフトウェアにより実行され、したがって操作のためにそれを入手することは可能である。したがって、例えば、故意にセクター内のEDC (エラー検出コード)またはCD-ROMのセクターヘッダーを変えることによって、エラーエンコーディングの前に、より高いシステムレベルにエラーを適用することは、不法コピーを意図する者によって容易に模倣されるかもしれない。より高いレベルのエラーを有する操作コピー（しかし、不法コピー）は、標準の記録装置とそれに接続されたコンピュータシステムに(適合している)ソフトウェア、例えば、オーディオCDのコピーを作るために利用されるビットコピープログラム、により作成することができるかもしれない。
バーストエラーは、記録担体の表面のよごれまたはスクラッチにより発生する。例えば、CDのエラー訂正ルールには、格納する前にインターリービングを行いかつ読み出しの後にデインターリービングを行うことによりバーストエラーを訂正するような特別な設計がなされている。そのようなバーストエラーを構成するビットエラーは、フォーマットとエラー訂正ルールの一部であるデインターリーブルールによってビットシークエンスからのはるかに大きい数の他のビットに混在させられるであろう。エラーを訂正不能とするためには、連続したビットエラーの数を、訂正可能な最も長いバーストエラーよりも長くしなければならない。エラー訂正ルールは、第3図を用いて説明される。好ましい一実施例では、ビットシークエンスの選択されたビットのみが、エラーを示す。それらのビットは、フォーマットとエラー訂正ルールの一部であるデインターリービングとによって蓄積するように選択される。これにより、記録担体のある位置では非常に高い割合のエラーを示すが、隣接している位置では僅かなビットエラーを示すかまたは全く示さない状態が得られる。ビットエラーの一例は、第4図に示される。通常、エラー訂正プロセスがデインターリービングによって蓄積する多くのシンボルのエラー語に適用されている間、エラー訂正ルールと特に(デ)インターリービングルールとは、例えば、8ビットのバイトのシンボルに適用されるであろう。エラーシンボルは、デインターリービングの間に1個または数個のエラー語内で訂正不可能な数まで蓄積するように選択される。
ビットエラーを適用する効果的な方法は、エラーの無い元のビットシークエンス内から選択された、ビットエラーが与えられるべきシンボルの各ビットを反転させることである。これに代えて、当該シンボルを物理マークのパターンに翻訳するとき、例えば、制御可能なEFMエンコーダを使用して、ビットエラーをシンボルに適用しても良い。当該シンボルに対しては、EFMエンコーダは、エラーの無いビットシークエンスに基づいて、物理マークのいくつかを当初意図されたマークとは異なるマークに変更するように制御されるかもしれない。得られた物理マークは、その物理マークに指定された制約条件に従うのが望ましい。これにより、読み出しとデコーディングプロセスの確かな機能が保証される。
第２図は、コピー保護された記録担体の記録領域の論理マップを示す。記録領域は、先頭のアドレス00からアドレスMAXまでアドレス可能なセクターの形に細分割されている。第一領域21は、CDにおける2秒間の無音領域のような、リードインつまりプリギャップ領域と成り得る。第二領域は、CD-ROMのPVD (Primary Volume Descriptor)のようなディスクの内容に関するシステム情報を有するシステム領域22である。ディスクの残りの部分は、メイン情報およびディレクトリファイルのようなユーザデータとして利用可能な部分である。ユーザデータ領域を、いくつかの領域に細分割しても良い。その細分割方法は自由で、第2図で示されるマップに限られることはない。このマップの場合、残りの領域は、ユーザファイル28を有する第三領域23と、ユーザデータを有していない第四領域24と、再びユーザデータを有する第五領域25とを有する。本発明によると、第四領域24は、パディング領域26を有する。パディング領域26は、xと示されたエラーセクター11と非エラーセクター12とを有する。これらのエラーセクターは論理エラーを有しかつエラーパターンを構成する。パディング領域26は、例えば、20メガバイトと言う大量のセクターを有し、そしてメイン情報によって使用されていない記録領域のすべてを実質的にカバーしていても良い。これは、エラーパターンの存在を検証しなければならない場合、パディング領域の利用可能な大量のエラーセクターからわずかな数または1個のみ選択すれば良いと言う利点を有している。検証を停止させようとする悪意がある者は、1個または数個の特定セクターについての繰り返しテストを知らずに、論理エラーの存在を検出するためにほとんど異なったセクターを、大きいアドレス範囲から読み込むであろう。これにより、不法コピーを意図する者が、セクターを読み出す出力を偽造して単純な停止手段を設計するのを有効に防ぐことができるであろう。不正コピーされた書き込み可能なディスクが、プレスされたディスクよりも小さいデータ容量をもつ場合には、別の利点を得ることもできる。例えば、ほとんどのCD-ROMの場合、多くの容量が未使用であるが、製造コストを増加させないで、その領域をパディング領域によって完全に満たしても良い。CD-RecordableまたはCD-ReWritableの容量は、最大限記録されているCD-ROMより小さい。この場合、全ての情報(ユーザ情報とパディング領域)を不正コピーに移すことができるわけではない。一実施例の場合、別のアクセス制御情報は、システム領域22、またはリードイン、リードアウトまたはプリギャップ領域21のような標準読み出し装置では直接アクセスすることができないいくつかの他の領域に、設けられる。別のアクセス制御情報は、ユーザが記録担体をコピー保護するためのシステムを利用することを示すライセンスコードでも良いし、および／または、例えば、アルゴリズムを発生させるエラーパターンの種子として使用されるエラーパターンを示すものでも良い。
第3図は、CIRC (Cross Interleaved Reed-Solomon Code)と呼ばれるCDシステムで使用されるエラー訂正ユニットを示す。CIRCエラー訂正ルールの詳細は、GB 2076569、参考文献D2、に説明されている。デコーダは、この文献の第7図と共に記載されている。第3図で、入力(左側)は、カラムバイト0-31により示されていて、12個のデータバイト0-11、4個のC2エラー訂正バイト12-15、再び12個の情報バイト16-27および4個のC1エラー訂正バイトによって示される、連続して記録担体に格納された32バイトのフレームである。奇数バイトは、第一遅延ユニット31で1サイクル遅延され、そして得られた32バイトのエラー語は、Clユニット32によって訂正される。Clユニットは、1バイトのエラーを訂正でき、かつ全ての2バイトと3バイトのエラーを検出することができる。4-32バイトのエラーは非常に低い故障率で検出される。Clユニットが訂正不能エラーを検出すると、それは、信頼性の低い全てのバイトにフラグを立てるであろう。Clユニットの出力は、第二遅延ユニットによって、バイト0は27 x 4 = 108フレーム、バイト1は26 x 4 = 102フレーム等、遅延される。第二遅延ユニット33の出力は、C2ユニット34により訂正される第二エラー語を構成する。C2ユニット34は、通常最大2個のエラーを訂正するが、Clユニットが全ての検出エラーにフラグを立てた場合、消去により最大4バイトを訂正することができる。C2ユニットの出力は、デスクランブルユニット35によってデスクランブルされる。前述した関数は、エンコーダの逆関数の補数である。すべての関数は、CDシステムから周知で、参考文献D2に詳細に記載されている。本発明によると、ビットエラーは訂正不可能な論理エラーから得られるので、ビットエラーは、Clユニットの入力端でのエラー語内に少なくとも2個、望ましくは3個以上のエラーを蓄積する入力フレーム内に、存在しなければならない。また、少なくとも3個、望ましくは少なくとも5個のエラーが、C2ユニットの入力端で少なくとも1個の第二エラー語内に存在すべきである。これは、1個の第二エラー語内の5個のエラーに対して、連続して付番された5個の情報バイトのグループ内にエラーを有している、Clの少なくとも17個の連続したエラーフラグを立てた出力フレームを必要とする。例えば、フレーム0におけるバイト0のエラーは、フレーム8のバイト2内のエラーと、フレーム16におけるバイト4内のエラーと共に、C2の入力端に蓄積するであろう。CDシステムのセクターのような所定のデータユニット内で論理エラーのクラスタを形成するためには、17の連続したフレーム内における上述の5個のエラーの最小値よりも望ましくは多いビットエラーが適用されるべきである。上述のエラー訂正ルールでは訂正不可能であるいくつかの論理エラーは、セクター内でエラー訂正するためにCD-ROMで使用されるような別のエラー訂正層により、訂正することができる。したがって、より多い論理エラーが含まれるべきである。広大な領域にエラーを分散させるリスクなしに安全マージンを実現させる一実施例は、第一または第二の12個の連続して付番された情報バイト内の全てにエラーを有する。当該エラーは、第二遅延ユニットにより12 x 4 = 48フレームと第一遅延ユニットにより1個の追加フレームに渡って分散し、48 + 1 + 24 = 73フレームに渡って、エラーを有する24の連続したフレームを有するであろう。フレームが24個の情報バイトを有しているので、これは73 x 24 = 1752バイトに影響する。これは、エラーフレームが当該セクター内に位置する場合には、CD-ROM (2352バイト)の1個のセクター内に十分入る。このセクターは、98個のフレームを有するので、最大49個の連続するフレームで隣接するセクターに影響を与えずにエラーをもつことができる。フレームにおける全てのバイトにエラーを適用すること(例えば、物理的に領域を傷つけることによって、ディスクの全域にエラーが与えられる場合が該当するであろう）は、論理エラーを発生させる解決策にはならないことは注記すべきである。このようなエラーは、少なくとも28 x 4 + 1 = 113フレームに渡って、かつ130フレームに渡って最小17個の連続するエラーフレームで分散するであろう。影響されるバイトの数は、1つのセクターの場合よりずっと大きい、130 x 24 = 3232である。
エラーがClおよび／またはC2ユニットで訂正不可能であることが検出された場合、バイトは変化しないが、エラーとしてフラグが立てられる。情報ビット内のビットエラーは、エラー訂正ユニットの出力端に送られるビットエラーとなる。ここで、エラー訂正ビットはエラー訂正ユニットで使用され、かつ出力端では見えないであろう。したがって、 好ましい一実施例では、ビットエラーは情報ビット内に存在し、エラー訂正ビットには存在しない。
さらに、ビットエラーは、デインターリービングによってエラーが無い状態にある隣接するセクターまで広がるべきではない。したがって、好ましい一実施例では、エラーセクターに隣接している非エラーセクターに対応するビットシークエンスの部分は、実質的には何のビットエラーも有しない。いくつかのビットエラーは、隣接するセクター内で訂正されることもあるが、例えば、よごれが原因となる別のエラーが当該ビットエラーと結合した場合、訂正不可能なエラーが存在する危険性は高くなる。その場合、非エラーセクターはエラーセクターとして間違って分類されるかもしれない。
ビットエラーは、数個の選択されたエラー語に蓄積されているので、選択されている位置にしか直接影響を与えないが、Clユニットは大量のシンボル(=バイト)に信頼性無しとしてフラグを立てるであろう(事実、Cl語の全てのシンボルは2個以上のエラーバイトを有している)。C2エラーユニットは、最初に、可能性のあるいかなるエラーをも検出するために、エラーが存在しているか否かを示すシンドロームを計算するであろう。別の計算が、エラーの数を示し、そしてどのシンボルが、訂正される必要があるのかを示すであろう。訂正については、いくつかの手法を使用することが可能である。例えば、1または2個のシンボルのみを直接訂正し、2〜4個のエラーシンボルの訂正に対しては、前のClユニットからのフラグをどのシンボルを置き換える(消去による訂正)べきかを示すのに使用しても良い。通常、C2ユニットは、検出されたエラーの数が0か1個の場合、いかなるClフラグも使用しないであろう。したがって、フラグは立てるが、変更されていない大量のシンボルは無視されるか、またはC2ユニットによりエラーとして分類されないであろう。よごれなどが原因の他のエラーが、Clのフラグを立てているシンボルとの組み合わせで訂正不可能なC2エラーの原因となる可能性があるので、分割されたフォーマットの場合、C1のフラグを立てたシンボルは可能な限り選択されたエラーセクター内にあることが望ましい。エラー処理ルールの詳細な説明については、参考文献D2を参照されたい。二重層C2/C1エラーエンコーディングを使用する他の実施例では、エラーは、C2エンコーディングステップの後で、かつClエンコーディングステップの前のエンコーディングの間に導入される。したがって、デコーディングの間、Clデコーダでは何のエラーも検出されず、Clシンボルのフラグは立たない。しかしながら、C2デコーディングステップで、エラーは現れ、そしてそれらのエラーは訂正不可能である。インターリービングとデインターリービングがC2エンコーディングの後でかつC2デコーディングステップの前に行われるので、全てのエラーを1つのセクター内に存在させるように制御することは容易である。これに代えて、C2とClエラーの組合せを使用することも可能である。
本発明をDVDのような他のエラー訂正ルールを使用するシステムに適用することも可能である。上述の記載に従えば、デインターリービングをコントロールできるビットエラーの対応パターンを見出すことができる。別のアプリケーションの場合、エラー訂正のより洗練された手法は、最初に、エンコーダの場合のように、第一エラー訂正プロセスの出力をインターリーブし、次にデインターリーブを行いそして再びエラー訂正ルールを適用して、エラー訂正ルールを繰り返し適用することであろう。いくつかのエラーは、第一プロセスで訂正されるかもしれない。第二エラー訂正プロセスがさらにエラーを訂正するかもしれない。このような手法が論理エラーを訂正してしまうのを防ぐために、ビットエラーのビット周波数と位置決めをどのエラー訂正層でも論理エラーが訂正不可能なものとなるように決めることが望ましい。
第4図は、第3図に記述されたCIRCエラー訂正ルールのビットエラーパターンを示す。ビットエラーは、Clエラー語とC2エラー語として、両方とも最大5個のエラーまで蓄積されるように設計されている。エラーのパターンは、他の情報バイト(0-11, 16-27)に移行されるかもしれないが、それは情報バイトのみをカバーし、エラー訂正バイトはカバーすべきではない。第4図において、バイトのエラーは文字a、b、c、d、eによって示されるが、エラーのないバイトには表示がない。20個の連続したCl語に影響を及ぼすために、奇数バイトは1フレーム速く開始し、偶数バイトは第一遅延ユニット31を補償するために1フレーム遅く停止するようにして、21個のフレームにエラーが与えられた。第二遅延ユニット33の遅延により、同じ文字がマークされているエラーは、C2語内に蓄積されるであろう。したがって、4個の連続したC2フレームには5個の‘e’エラーが、次の4個のC2フレームには5個の‘d’エラーが、そして‘a’エラーは最後の4個のC2フレームに蓄積するであろう。各ClまたはC2エラー語においては0か5個の何れかのエラーが蓄積するので、どのエラーも補正されないであろう。このエラー体系は、必要に応じてまたは他のインターリービングルールに対し、より多くの連続したエラー語におけるより多くのエラーに容易に拡張することができる。その後に続くいかなるバーストエラー訂正プロセスが論理エラーを訂正することのないように、それを1個のセクター内で数回適用しても良い。4-32個のエラーは、時折間違って訂正されるかもしれないが、第3図で述べたように、Clコレクタは2個と3個のエラー語については100%検出できる。したがって、Clエラーを使用する好ましい一実施例の場合、Cl語には3個のエラーしか蓄積させない。当該3個のClエラーを有する実効誤差分散パターンは、dとeエラーを省略し、a、b、cエラーのみを適用することにより第４図から導出することができる。これに代えて、エラーを有する4つの連続したClフレームをもつ代わりに、各4倍長の第一部分にのみエラーを与え、1個のC2フレームエラーを得ることも可能である。第４図に示されるように、バイト0で始まるエラーパターンは、ほとんどすべてClのフラグを立てるが、変化していないエラーバイトに先行するバイトとなる。最初のバイトは、論理エラーより108個のフレーム先行しているフレーム2のバイト27である。フラグを立てたが、変化していない数個のバイトのみが、論理エラーに続くであろう。最後のバイトは、16個のフレーム遅れているフレーム21のバイト0である。影響を受けたフレームをセクターと同期させることによって、フラグを立てたが、変更していないバイトを、例えば、第4図のエラーパターンをエラーセクターの終わりで適用させて、エラーセクター内に配置させることが望ましい。これに対応して、最も大きな番号のバイト(例えば、23-27)にエラーを適用する場合、大部分フラグを立てたが、変更していないバイトは論理エラーの後に来るであろう。
第５図は、コピー保護された記録担体1から情報を検索しその情報を処理する回路を示す。この回路は、記録担体1からビットシークエンスを読み出すための読み出しユニットを有する。この読み出しユニットは、トラックを走査して、記録担体の物理マークに対応した読み取り信号を発生させる読み取りヘッド41と、 読み取り信号をビットシークエンスに翻訳する翻訳ユニット42（例えば、デコーディングを行うCDシステムのEFMデコーダ）とを有する。ビットシークエンスは、情報を復元し、可能なエラーを訂正するエラー訂正ユニット43（例えば、CDシステムのCIRCコレクタ）を有する。復元された情報は、情報へのアクセスを制御するアクセス制御手段47に与えられる。アクセス制御情報は、アクセス制御手段47の出力48をさらに処理するために利用可能である。読み出している間、記録担体をモーターユニット45により回転させて、読み取りヘッド41を通常のサーボユニット44によってトラックに配置させる。情報の読み取りは、コントローラ46を介して制御される。このコントローラは、モーターユニット45、サーボユニット44およびエラー訂正ユニット43を、（例えば、アクセス制御手段47へのインタフェースを介して）制御する。アクセス制御手段47は、上述の読み取り手段をも備えた読み取り装置に組み込まれている回路により実行される。これは、各々のアクセス制御情報が記録担体に存在していない場合、情報が出力端48に与えられないと言う利点を有する。この代わりに、アクセス制御手段を、CD-ROMドライブのような標準の読み取り装置にインタフェースを介して接続されているコンピュータで実行しても良い。コンピュータの場合、アクセス制御手段をインターフェースボードに組み込むか、または中央処理装置上で実行されるソフトウェアにより実行させても良い。アクセス制御を実行するソフトウェアは、コピー保護された記録担体によりユーザに提供することができる。このことは、専用ハードウェアが不必要となり、かつユーザが、記録担体のコピー保護された情報にアクセスするために必要な全ての手段をもつことになるので、有利である。
本発明のアクセス制御は、以下のように実行される。アクセス制御手段は、最初に、エラーパターンを示すアクセス制御情報を取得するであろう。このアクセス制御情報は、例えば、第2図に示されるライセンスコードのような記録担体に格納されたパターンでも良いし、例えば、インターネットのようなネットワークまたは文書により供給されるアクセスコードでも良い。一実施例では、エラーパターンは、コピー保護された記録担体に格納されている種子値と既定アルゴリズムを用いて発生させる。第二に、ディスクが不正コピーされたものではなく、正規のもので、コピー保護されたディスクであることを確認するために、論理エラーの存在を検証しなければならない。アクセス制御手段は、記録担体の1個または複数のエラー位置を、また、記録担体がアドレス可能なセクターでフォーマットされている場合には、エラーセクターを選択するであろう。エラー位置は、エラーパターンに従った論理エラーを有すべきである。第三に、選択されたエラー位置を読み取ることによってエラーの存在が検証される。読み取られるセクターが訂正不可能なエラーを有する場合、読み取り装置はインタフェースにエラーメッセージを発生させるので、有効に論理エラーの存在を探知することができる。不正コピーは論理エラーを有しないので、複製は拒絶され、情報へのアクセスは禁止されるであろう。数個のエラー位置が、記録担体上の、例えば、エラーセクターと非エラーセクターとを有するエラーパターンを有するパディング領域で利用可能な多数のエラー位置から無作為に、選択されるのが望ましい。これに代えて、エラーセクターを正常なユーザ情報を有する有効なセクターと混在させても良い。アクセス制御を高速に応答させるためには、1個のエラーセクターのみを選択して、読み取ることが望ましい。実際には、訂正不能なエラーを有する1個のセクターは、数秒の遅延の原因にしかならない。遅延の原因は、読取装置がセクターを数回読み取ろうとすることにある。このような再試行は、よごれやスクラッチが存在する場合、情報を正しく再現する可能性を高めるために通常行われることである。エラーパターンは、さらに、少なくとも1個の、しかし全てではない、エラーパターンに従う論理エラーをもつべきでない非エラー位置を選択することと、選択された非エラー位置を読み取ることによってエラーの不存在を検証することとによって、検証しても良い。非エラーセクターの読み取りは非常に速い（例えば、0.2秒）ので、多数（例えば、10〜40）の非エラーセクターを選択し、読み取ることが望ましい。当該非エラーセクターは、全ての利用可能な非エラーセクターから無作為の選択プロセスにより選択されることが望ましい。一実施例では、非エラーセクターの内容を、例えばセクター番号とライセンスコードから既定の暗号化アルゴリズムによって導出したセクター内のチェック値を含ませることによって、検証しても良い。別の実施例では、非エラーセクターを選択し、1個の選択されたエラーセクターの前と後でそれを検証する。このことは、例えば、21〜81の明らかに無作為に選択されたセクターが読み出される(1個のセクターのみが、1個のエラーを有している)と言う利点を有する。これは、不法コピーを意図する者がこの検証プロセスを模倣しようとする場合に重大な困難性に遭遇すると言う利点を有している。本発明のエラーパターンは、隣接しているセクターに影響を与えずに、エラーセクターの全てのビットエラーを蓄積するように設計されているので、エラーセクターに隣接しているいくつかの非エラーセクターを選択することが望ましい。このことは、ほとんど確実に、エラーパターンを模倣するためにある領域で破損させた不正コピーを露見させるであろう。計算機プログラムのためのアクセス制御は以下のように実行させても良い。計算機プログラムは情報担体に含まれているが、いくつかの不可欠のデータはアクセス制御情報内に含まれている。計算機プログラムそれ自身を暗号化させても良いし、短いスタートアッププログラムが、プログラムの代理をして、主プログラムへのアクセスを制御しても良い。アクセス制御情報は、例えば、デコーディングキー、通し番号またはアクセスコード、または多分プログラムコードの小さい部分(サブルーチン、 オブジェクトまたはモジュール)である。これらの不可欠のデータが必要であるので、情報とアクセス制御情報の両方が利用可能である場合のみ、プログラムは正しく機能することができる。スタートアッププログラムは、コードが システム領域22 (参照第2図)そして/又は別のアクセスデータファイルに含まれているライセンスコードのようなアクセス制御情報を記録担体上の隠された場所から読み出すかもしれない。その後、エラーパターンの存在を、上述したように検証しても良い。
第６図は、記録担体をコピー保護するための概要図を示す。以下の記載では、本発明はライセンサのコントロールの下で実行されるものと仮定する。第1ステップ61で、ソフトウェアハウスが、新しいソフトウェアのタイトル71を作成する。ソフトウェアハウスが、本発明を使用するためにソフトウェアを修正する必要は全くない。最初に、システムを完全に展開して、検査することができる。第2ステップ62で、ソフトウェアハウスは、暗号化ファイルセット72を形成するために主な実行ファイル(例えば、DOS用またはWindows（登録商標）用)を暗号化する。ライセンサによって提供されたユーティリティを使用して、ソフトウェアハウスは、暗号化キーとしてライセンス番号を使用してそれを暗号化する。製造される全ての製品に対して、固有のライセンス番号が、ライセンサによって提供される。一例として、保護されるべきソフトウェアタイトルがfoo .exeと呼ばれるプログラムをもつ場合、 暗号化プロセスはそれを暗号化して、そのプログラム名をfoo.icdに変更し、ライセンサによって提供された、foo.exeに改名された新プログラムを含ませる。このプログラムは、機密保護チェックを実行し、ライセンス番号を検証し、暗号化プログラム(foo.icd)を開始する。第3ステップで、ソフトウェアハウスは、ISO 9660 Imageのようなイメージファイル63を暗号化ファイルセット72から形成する。CDオーサリングパッケージを使用して、ソフトウェアハウスは、その完全なソフトウェアタイトルのイメージファイル73をハードディスクドライブに生成する。第4ステップ64で、コピー保護された記録担体の完全な内容74を生成するために、イメージファイル73が、第２図に記載された論理マップを有するようにして、変更される。ライセンス番号を含むライセンス構造をシステム領域22に加えることにより、イメージファイル73が、ライセンサにより提供された第二ユーティリティにより変更される。イメージファイル73は、さらに、イメージのサイズを増大させてパディング領域が含まれるように変更される。全長は、74分 (333,000のセクター)より長いことが望ましい。ライセンス構造は、パディング領域の始めと終わりのセクターについての参照情報を保持している。パディング領域では、セクターは「良い」か「悪い」かの何れかであり、セクターの分布は擬似ランダムプロセスによって決定されるであろう。このプロセスはライセンス番号を種に使用しても良い。第6ステップで、イメージファイルは、マスタディスク75を、例えば、マスタリングハウスによって生成されるように処理される。イメージファイル74は、磁気テープまたは他の適切な媒体でマスタリングハウスに送られる。本発明にしたがって変更されたLaser Beam Recorderソフトウェアを使用して、マスタディスク75が製造される。Laser Beam Recorderソフトウェアは、 パッド領域のどのセクターが「悪い」とマークされていて、どのセクターが「良い」とマークされているかを決定するのにライセンス構造を利用する。マークされた全体に対する「良い」セクターの比率を、例えば、約50%に固定しても良い。エラーは、前述の第４図に記載されているエラーパターンにしたがって適用される。第6ステップ66で、CD-ROMのようなコピー保護された記録担体76が、マスタディスク75を複製することにより製造される。エラーパターンは、このステップで各ディスクに移される。
本発明を、CIRCエラー訂正ルールをもつ例としてCD-ROMを使用する実施例により説明したが、このような記録担体が既定ルールにより保護される情報を有する場合には、他の記録担体、磁気または光学のテープなどを本発明に使うことができることは明らかであろう。例えば、高密度DVDディスクもエラー訂正プロセスを使用する。本発明は、好ましい実施例を参照して説明されてきたが、これらが限定的な具体例でないことは理解されるであろう。このようにして、請求項によって定義される本発明の範囲から逸脱しないで、様々な変更が、当業者にとっては明らかとなる。例えば、インターネットのようなネットワークを介して転送されるエラー保護データにエラーパターンを適用することは、本発明のアクセス制御を提供するかもしれない。さらに、本発明は、全ての新規な特徴またはそれらの組合せにより成立している。

コピー保護された記録担体を示す。 コピー保護された記録担体の記録領域の論理マップを示す。 エラー訂正ユニットを示す。 ビットエラーパターンを示す。 コピー保護された記録担体から情報を検索するための回路を示す。 記録担体をコピー保護するための概要図を示す。
符号の説明
1 記録担体
2 論理エラー
10 中心孔
11 エラーセクター
12 非エラーセクター
21 第一領域
22 第二領域
23 第三領域
24 第四領域
28 ユーザファイル
31 第一遅延ユニット
32 Clユニット
33 第二遅延ユニット
34 C2ユニット
41 読み取りヘッド
43 エラー訂正ユニット
44 サーボユニット
45 モーターユニット
46 コントローラ
47 アクセス制御手段
73 イメージファイル
74 イメージファイル
75 マスタディスク

Claims (25)

  1. 既定のフォーマットルールおよびエラー訂正ルールに従って、そこに格納されている情報を有する記録担体をコピー保護する方法であって、
    (a) メイン情報を備えるイメージファイルを生成するステップ(63)と、
    (b) 前記メイン情報へのアクセスを制御するアクセス制御情報を発生させるステップ(64)と、
    (c) 前記イメージファイルと前記アクセス制御情報とに応じてマスタキャリアを作成するステップ(65)であって、
    前記フォーマットルールおよび前記エラー訂正ルールを前記イメージファイルに適用することによってビットシークエンスを形成するステップと、
    エラーパターンを構成する論理エラーを提供するように、前記アクセス制御情報に従って前記ビットシークエンス内のビットを変更するステップと、
    前記エラーパターンを含む前記ビットシークエンスを、前記マスターキャリア上のマークの物理パターンに翻訳するステップとを、
    備える、ステップ(65)と、
    (d) 前記マスタキャリアを使用して前記記録担体をマルティプリケートするステップ(66)であって、前記エラ−パターンを構成する前記論理エラーが、当該エラー訂正ルールによって訂正することが出来ず、かつ前記エラーパターンが、前記記録担体上に格納されている前記メイン情報へのアクセスを可能にするアクセス制御手順において検証されるべきアクセス制御エラーパターンを表わし、かつ前記記録担体が、アドレス可能なセクタに細分割されていてかつエラーセクタ(11)と非エラーセクタ(12)を有するパッディング領域(26)を備え、これらのエラーセクタが、前記論理エラーを含みかつ前記エラーパターンを構成する、ステップ(66)とを、
    備える記録担体をコピー保護する方法。
  2. 前記メイン情報の少なくとも一部が、前記アクセス制御情報に応じて暗号化されている、請求項１に記載の方法。
  3. 前記アクセス制御情報の少なくとも一部が、前記イメージファイルに含まれ、かつ前記既定のエラーパターンが、前記含まれているアクセス制御情報に応じて生成される、請求項１に記載の方法。
  4. 前記パッディング領域(26)が、例えば、20 Mバイトの大量のセクタを備える、請求項１に記載の記録担体をコピー保護する方法。
  5. 前記パッディング領域(26)内の前記非エラーセクタ(12)が、訂正不可能なエラーを含まず、かつ選択された非エラーセクタ内の非エラー位置の存在が、前記アクセス制御手順において検証されるべきである、請求項１に記載の記録担体をコピー保護する方法。
  6. 既定のフォーマットルールおよびエラー訂正ルールに従って情報を表わす、記録担体上に格納されているビットシークエンスを有し、前記情報が、メイン情報(23, 24, 25)と前記メイン情報へのアクセスを制御するアクセス制御情報(21, 22, 26)とを備える、コピー保護された記録担体(1)であって、
    前記ビットシークエンスが、前記エラー訂正ルールによって訂正することが出来ずかつ前記アクセス制御情報の少なくとも一部を表わす既定のエラーパターンを構成する論理エラー(2)を構成するビットエラーを備え、
    前記既定のエラーパターンが、アクセス制御エラーパターンの検証に基づいて前記記録担体上の情報へのアクセスを可能にするアクセス制御エラーパターンを提供し、かつ
    前記記録担体が、アドレス可能なセクタに細分割されていて、かつエラーセクタ(11)と非エラーセクタ(12)を有するパッディング領域(26)を備え、これらのエラーセクタが、前記論理エラーを含みかつ前記エラーパターンを構成する、コピー保護された記録担体(1)。
  7. 前記パッディング領域(26)が、例えば、20 Mバイトの大量のセクタを備える、請求項６に記載のコピー保護された記録担体。
  8. 前記パッディング領域(26)内の前記非エラーセクタ(12)が、訂正不可能なエラーを含まず、かつ選択された非エラーセクタ内の非エラー位置の存在が、前記アクセス制御エラ-パターンの部分を形成する、請求項６に記載のコピー保護された記録担体。
  9. エラーセクターに隣接する非エラーセクタに対応する前記ビットシークエンスの部分が、訂正できないビットエラーを含まない、請求項６に記載のコピー保護された記録担体。
  10. 前記記録担体が、前記メイン情報が一部をカバーする既定の情報格納容量を有し、かつ前記パッディング領域(26)が前記情報格納容量の残部をカバーする、請求項６に記載のコピー保護された記録担体。
  11. 前記ビットシークエンスが、情報ビットとエラー訂正ビットとを含み、かつ前記情報ビットが、結果として論理エラーとなるビットエラーを含み、かつ前記エラー訂正ビットが、結果として論理エラーとなるビットエラーを含まない、請求項６に記載のコピー保護された記録担体。
  12. 前記論理エラーを提供する前記ビットエラーが、再生の間にエラー語訂正ルールによって訂正することが出来ない少なくとも１個のエラー語を蓄積するように配置されている、請求項６に記載のコピー保護された記録担体。
  13. 前記記録担体が、CDで、かつ前記エラー語訂正ルールが、C2層である、請求項１２に記載のコピー保護された記録担体。
  14. 前記論理エラーを提供する前記ビットエラーが、前記フォーマットおよびエラー訂正ルールの一部であるデインターリービングにより蓄積するように位置する、請求項１２に記載のコピー保護された記録担体。
  15. 前記論理エラーを提供する前記ビットエラーが、第二エラー語訂正ルールにより訂正することができない少なくとも1個の第二エラー語内に蓄積するように位置する、請求項１２に記載のコピー保護された記録担体。
  16. 前記記録担体がCDで、前記エラー語訂正ルールが前記C2層で、かつ前記第二エラー語訂正ルールが、前記CDエラー訂正ルールのC1層である、請求項１４または１５に記載のコピー保護された記録担体。
  17. 請求項６〜１６の何れかに記載のコピー保護された記録担体（1）上のアクセス制御エラ-パターンの検出方法であって、
    前記既定のエラーパターンにしたがって既定のエラー位置で論理エラー(2)を有すべきエラーセクタ(11)を全てではなく、少なくとも1個選択するステップと、
    前記選択されたエラー位置を読み込むことにより前記論理エラーの存在を検証するステップとを有する、アクセス制御エラ-パターンの検出方法。
  18. 請求項１７に記載のアクセス制御エラーパターンの検出方法であって、
    前記方法が、さらに、前記既定のエラーパターンにしたがって論理エラー(2)を持つべきでない非エラーセクタ(12)を全てではなく、少なくとも1個選択するステップと、
    前記選択された非エラーセクタを読み込むことにより論理エラーの不存在を検証するステップとを有する、アクセス制御エラーパターンの検出方法。
  19. 前記方法が、さらに、セクタを選択する前に前記メイン情報から前記エラーパターンを示す少なくともいくつかのアクセス制御情報を検索するステップを備える、請求項１７に記載のアクセス制御エラ-パターンの検出方法。
  20. 前記記録担体が、コンピュータシステムで請求項１７〜１９の何れかに記載の方法を実行するソフトウェアを備えている、請求項６に記載のコピー保護された記録担体。
  21. 請求項６〜１６の何れかに記載のコピー保護された記録担体から情報を検索する検索装置であって、前記装置が、前記記録担体を読み出す読み出し手段を備え、前記読み出し手段が、前記記録担体に格納されているビットシークエンスを抽出する読み出しユニット(41, 42)と、前記ビットシークエンスを処理するエラー訂正ユニット(43) とを備え、
    前記装置が、前記情報への前記アクセスを制御するアクセス制御手段(47)を備え、選択されたエラーセクタが前記エラーパターンに従って既定のエラー位置に論理エラーを有するように、前記既定のエラーパターンにしたがって論理エラーを持つべきエラーセクタを全てではなく、少なくとも1箇所選択することにより、かつ前記読み出し手段を通じて前記選択されたエラーセクタを読み出すことにより前記論理エラーの存在を検証することによって、前記アクセス制御手段(47)が、前記アクセス制御エラーパターンを検出するように構成されている、検索装置。
  22. 前記読み出し手段が、セクタの読み出しを制御し、かつ訂正不可能なエラーが検出されたときに、エラーメッセージを生成する制御ユニット(46)を含む請求項２１に記載の検索装置。
  23. 請求項１に記載の方法をコンピュータに実行させるためのプログラムが格納されている、コンピュータ読取り可能な記録媒体。
  24. 前記論理エラーが、ビットエラーにより構成されている、請求項２３に記載の記録媒体。
  25. 前記コピー保護された記録担体の記録領域が、リードイン領域(21)、システム領域(22)、ユーザデータ領域(23，25)および前記パッディング領域(26)に、細分割されている、請求項２３または２４に記載の記録媒体。
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