JPS6358538A

JPS6358538A - ソフトウエア保護方式

Info

Publication number: JPS6358538A
Application number: JP61202995A
Authority: JP
Inventors: Hiroshi Watanabe; 坦渡辺
Original assignee: Hitachi Ltd
Current assignee: Hitachi Ltd
Priority date: 1986-08-29
Filing date: 1986-08-29
Publication date: 1988-03-14

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】〔産業上の利用分野〕本発明は、暗号化された命令列に対する復号化機能を有
する計算機システムのソフトウェア保護方式に関し、特
に、１つの計算機システム上のソフトウェアを、他の計
算機システム上で不正使用することを防止するソフトウ
ェア保護方式に関する。

〔従来技術〕

パーソナルコンピュータ等の普及に伴い、その装置に対
応したソフトウェアも多数販売されている。しかし、そ
のソフトウェアがコピーされ不正使用されると、製造元
にとっては販売数低下を生じ、制作者にとっては著作権
問題を生じるため、ソフトウェアの不正使用を防止する
方法が種々行われている。

例えば、゛′ソフトウェアセキュリティ、弁上書院。

１９８５年、第２８ページ″に記載されている方法では
、外部ファイルに暗号化したプログラムを記録し、その
プログラムを主記憶装置にロードする際に、ローダによ
り復号化して実行している。また、特開昭５９−２３１
６５０号公報に記載されている方法では、ＣＰＵに処理
装置ｉ！識別情報を保持する回路を設け、提供ソフトウ
ェアの命令データが格納される記録媒体において、その
識別情報を削除エリアに保持し、それらの情報を比較チ
ェックすることにより、提供ソフトウェアの無断読み出
しを防止している。

〔発明が解決しようとする問題点〕

上記従来技術においては、主記憶装置に復号化したプロ
グラムを取り出した後は、そのプログラムをコピーする
ことが可能であり、ソフトウェアの不正使用を完全に防
止することができなかった。

本発明の目的は、このような問題点を改善し、ソフトウ
ェアの不正使用を完全に防止することが可能なソフトウ
ェア保護方式を提供することにある。

〔問題を解決するための手段〕

上記目的を達成するため、本発明のソフトウェア保護方
式は、命令実行器と命令解読器とを備えた複数の計算機
システムにおいて、提供ソフトウェアの一部の命令を暗
号化する手段と、それぞれの計算機ごとに固有であり、
その暗号化手段により、予め一部の命令が暗号化されて
いる該ソフトウェアを、暗号化前の原ソフトウェアに復
元するため、その暗号化された命令を復号化する手段（
復号器）とを設け、その暗号化手段により、それらの計
算機毎に設定した固有の識別記号と、その暗号化の対象
となる命令の命令番地情報とから合成したキーを用いて
、原ソフトウェアの一部の命令を予め暗号化し、上記復
号器は、その識別記号を内蔵し、その識別記号と命令番
地情報とからそのキーを合成して、そのキーにより、暗
号化された命令を復号化し、上記命令解読器により、復
号化された該ソフトウェアの命令を解読して、上記命令
実行器により実行することに特徴がある。

また、上記キーは、上記識別記号と番地情報とに対し、
論理和、論理積、排他的論理和、混ぜ合わせ２区画分割
、および、それらの組み合わせを行って合成し、上記暗
号化、および復号化の操作は、そのキーを用い、回転２
反転、排他的論理和。

区画分割、および、それらの組み合わせにより行うこと
に特徴がある。　　゛さらに、上記復号器のみが１つのＬＳＩチップに内蔵さ
れるか、あるいは、上記命令実行器、命令解読器、およ
び復号器が１つのＬＳＩチップに内蔵されることに特徴
がある。

〔作　　用〕

本発明においては、それぞれの計算機システムは、主記
憶装置から一部の命令が暗号化されたソフトウェアを取
り出して実行する。命令解読器は、取り出したソフトウ
ェアの命令が暗号化されているか否かを判定し、暗号化
されていなければ、命令実行器がそのまま実行する。暗
号化さ九でいれば、復号器により復号化し、同様に実行
する。

また、それぞれの計算機は、各々に固有の識別記号を持
ち、その復号器により復号化を行う場合。

その識別記号と暗号化された命令の命令番地情報とから
合成したキーを用いる。さらに、記憶装置に格納された
ソフトウェアは、そのキーにより、一部の命令を予め暗
号化されている。

なお、それらの識別記号、および命令番地情報は、暗号
化された命令を受けた時点で確定しているため、その命
令を一意的に復元でき、誤動作することがない。

〔実施例〕

本発明の一実施例を図面により説明する。

第１図は本発明の第１の実施例における計算機システム
の構成図である。

本実施例の計算機システムは、命令実行装置１゜および
主記憶装置１０を備え、命令実行装置１は、命令実行器
２．命令解読器３．および復号器４を備える。また、命
令実行器２．命令解読器３．および復号器４は、１つの
ＬＳＩチップに内蔵されている。

復号器４は、その計算機システムに固有の識別記号を格
納し、主記憶装置１０は、部分的１；暗号化された命令
列を格納している。

第２図は、本発明の第２の実施例における計算機システ
ムの構成図である。

本実施例の計算機システムは、命令実行装置１１、復号
器１２．および主記憶装置１０を備え、さらに、命令実
行装置１１は、命令実行器２．および命令解読器３を備
える＠京だ、復号器１２は、命令実行装置１１から分前
され、１つのＬＳＩチップに内蔵されている。このため
、命令実行器＝１１の製造コストを押さえ、復号器４の
みを取り外して交換することができる。

第１の実施例と同様に、復号器１２は、その計算機シス
テムに固有の識別記号を格納し、主記憶装置１０は、部
分的に暗号化された命令列を格納している。

第５図は５本発明におけるキーの合成例図である。

本実施例のキーは、それぞれの計算機システムに固有の
識別記号ＩＤと、暗号化の対象となる命令の命令番地情
報ｎとから合成する。

合成されるキーは、（１）のように、その識別記号ＩＤ
と命令番地情報ｎとの論理積をとって得たキー１５３．
（ｎ）のように、それらの論理和をとって得たキー１６
３．および、（ＩＩＩ）のように、その識別記号ＩＤ、
および命令番地情報ｎをそれぞれ小区画に分け、その小
区画に分けられたｍ５１＋Ｊ記号ｄｌ”’−ｄＬ＋およ
び命令番地情報ｎ１〜ｎｔ　　を交互に混ぜ合わせて得
たキー１７３である。また、（ＩＶ）のように、こうし
て作成したキー１８０を１次キーとし、さらに、その１
次キー１８０を複数の小区画に分け、その中からいくつ
かの区画を取り出して２次キー１８１〜１８３とする方
法もある。

なお、論理和の代りに排他的論理和をとることもでき、
さらに、上記の方法を組み合わせて新らしいキーを合成
することも可能である。

第６図は、本発明における命令列の暗号化、および復号
化の説明図である。

本実施例の計算機システムは、第５図のように合成され
たキーを用いて、命令列の暗号化、および復号化を行う
。

第５図では、各命令が暗号化された命命であるか否かを
示す部分は表示していないが、その部分は各命令の前部
あるいは後部の特定位置にある。

すなわち、第５図では、各命令のうち、暗号化された命
令であるか否かを示す部分を除いた残りの部分の暗号化
と復合化の実施例を示す。

（１）では、キーｋが示すビット数だけ、原命令２０１
の内容ａ、ｂを左へ回転させて、暗号化された命令２０
２を得る。その命令２０２を復号化するときは、キーｋ
が示すビット数だけ、右へ回転させて原命令２０１を得
る。

（ｎ）では、原命令２１１の内容ａ、ｂを、暗号キーｋ
が示すビット数だけ右へ回転させて、暗号化された命令
２１２を得る。その命令２１２を復号化するときは、キ
ーｋが示すビット数だけ、左へ回転させて原命令２１１
を得る。

（ＩＩＩ）では、２つのキーに１＋およびに２を用いる
。原命令２２１の内容ａ、ｂ、ｅの中、キーに１が示す
ビット数からキーに２が示すビット数までの区間を反転
させて、暗号化された命令２２２を得る。その命令２２
２を復号化するときは、キーに、が示すビット数からキ
ーに２が示すビット数までの区間を再度反転させて、原
命令２２１を得る。

（ＩＶ）では、原命令２３１の内容Ｘに対し、キーｋに
よる排他的論理和をとって、暗号化された命令２３２を
得る。その命令２３２を復号化するときは、その命令２
３２に対し、再度キーｋによる排他的論理和をとって、
原命令２３１を得る。

（Ｖ）では、３つのキーｋＧｙ　ｋｌ　＋　ｋ２を用い
、内容ａ、ｂ、ｃで示される原命令２４１を暗号化する
。原命令２４１の中、キーに１が示すビット数からキー
に２が示すビット数までの区間すに対し、キーに、によ
る排他的論理和をとって、暗号化された命令２４２を得
る。その命令２４２を復号化するときは、その命令２４
２の中、キーに□が示すビット数からキーに２が示すビ
ット数までの区間（ｂ　　ＸＯＲｋｏ）に対し、キーに
、による排他的論理和をとって、原命令２４１を得る。

このように、暗号化のキーは、識別記号と命令番地情報
とから実行時に合成されるため、識別記号を知らずに復
号化することは困難であり、また、暗号化の対象は、ソ
フトウェアの命令列の一部であるため、暗号化に伴う実
行速度の低下は殆んどない、さらに、復号化の処理も論
理演算や回転等の単純操作であるため、高速な処理が可
能である。

第４図は１本発明における命令の暗号化を示すフローチ
ャートである。

第１図、および第２図のように１本実施例の計算機シス
テムにおける主記憶袋２！１０は、一部の命令が暗号化
されたソフトウェアを格納している。

なお、そのように暗号化される前の原ソフトウェアの命
令の一部は、中央処理装置のソフトウェアによって暗号
化される。暗号化が行なわれる命令は、実行回数は少い
が確実に実行される命令であり１例えば、副プログラム
呼び出し命令、ジャンプ命令、スタックポインタ設定命
令等である。

ソフトウェアを暗号化する場合は、暗号化の対象となる
ソフトウェアの選定、およびセット等の初期処理を行い
（１２１）、そのソフトウェアの次命令を取り出す（１
２２）。

次に、その命令が暗号化するべき命令か否かを判定しく
１２３）、暗号化しない命令ならば、その命令に処理を
加えず、主記憶装置１０に出力する（１２６）。暗号化
すべき命令ならば、その計算機システムに固有の識別記
号ＩＤと、その命令の命令番地ｎとから、第５図のよう
に、論理和、論理積、排他的論理和、混ぜ合わせ９区画
分割、および、それらの組み合わせ等によってキーを合
成しく１２４）、そのキーを用い、第６図のように、回
転２反転、排他的論理和２区画分割、および、それらの
組み合わせ等によって、その命令を暗号化する（１２５
）。

こうして暗号化した結果を、主記憶装置１（ＤＣ出力し
く１２６）、次に暗号化すべき命令があるか否かを判定
する（１２７）、次に暗号化すべき命令があれば、次の
命令を取り出しく１２２）、なければ、終了処理を行う
（１２８）。

第３図は、本発明の第１．および第２の実施例の計算機
システムにおける命令の復号化を示すフローチャートで
ある。

第４図のように暗号化されたソフトウェアを復号化する
ため、第１図のように、命令実行器［１゜１１は５次に
実行すべき命令の命令番地ｎを決定しく１０１）、その
命令を主記憶装置１０から取り出して、命令解読器３に
渡す（１０２）。

命令解読器３は、その命令の命令コード部を見て、暗号
化された命令か否かを判定しく１０３）、暗合化されて
いなければ、その命令を解読し、命令実行器２はその命
令を実行する（１０７）。

暗合化されていれば、その命令を復号器４，１２へ送る
（１０４）。復号器４，１２は、その計算機に固有の識
別記号ＩＤと命令番地情報ｎとから、第５図のようにキ
ーを合成し、そのキーを用いて、第６図のように、与え
られた命令を暗号化以前の命令に復合化しく１０５）、
その復号化された命令を命令解読器３に戻す（１０６）
。

命令解読器３は、その命令を解読して命令実行器２に伝
え、命令実行器２は、その命令を実行する（１０７）。

命令実行器ＦＲ１，１１は、実行すべき次の命令が残っ
ているか否かを確め（１０８）、残っていれば、次の命
令の番地を決定しく１０１）、残っていなければ、処理
を終了する。

〔発明の効果〕

本発明によれば、ソフトウェアは、特定の計算機上での
み走行可能であり、外部ファイル、および主記憶装置内
に復号化されたプログラムを残さないため、ソフトウェ
アを無断でコピーしても、そのソフトウェアを他の計算
機上で走行することはできない。

また、暗号化の操作は、そのソフトウェアの命令列の一
部であり、復号化の手順も単純であるため、これらの処
理についての実行速度の低下は殆んどなく、復号器も安
価に製造することが可能である。

このように、計算機の実行速度、および製造コストに負
荷を加えることなく、ソフトウェアの不正使用を完全に
防ぐことができる。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の第１の実施例における計算機システム
の構成図、第２図は本発明の第２の実施例における計算
機システムの構成図、第３図は本発明の第１．および第
２の実施例の計算機システムにおける命令の復号化を示
すフローチャート。第４図は本発明における命令の暗号化を示すフローチャ
ート、第５図は本発明におけるキーの合成側図、第６図
は本発明における命令列の暗号化。および復号化の説明図である。１．１１：命令実行装置、２：命令実行器、３：命令解
読器、４，１２　：復号器、ｌＯ：主記憶装置。１５３：論理積によるキー、１６３：論理和によるキー
、１７３：混ぜ合わせによるキー、１８０：１次キー、
１８１〜１８３：１次キーの分割による２次キー、２０
１，２１１，２２１，２３１゜２４１：原命令、２０２
，２１２，２２２，２３２゜２４２＝暗号化された命令
＋　ｋｔ　ｋｏ　’＝に２　’キｌ　ａｌ　ｂＨＣｇ　
Ｘ　：命令の内容、ＩＤ、ｄ□〜ｄｌ：識別記号ｙｎ、
ｎｌ””ｎ工：命令番地情報。第　　　　　１　　　　　図第　　　　　２　　　　　図

Claims

【特許請求の範囲】１、命令実行器と命令解読器とを備えた複数の計算機シ
ステムの中で、特定の計算機システムのみが提供ソフト
ウェアの利用を許可されるソフトウェア保護方式におい
て、該ソフトウェアの一部の命令を暗号化するための手
段と、それぞれの計算機ごとに固有であり、暗号化され
た該ソフトウェアを、暗号化前の原ソフトウェアに復元
するための復号化を行う手段とを設け、該暗号化手段に
よって、予め原ソフトウェアの一部の命令を暗号化し、
上記解読器は、暗号化された該命令を識別し、該命令を
該復号化手段により復号化して、該原ソフトウェアの命
令を上記命令実行器により実行することを特徴とするソ
フトウェア保護方式。２、上記複数の計算機システムは、それぞれ固有の識別
記号を上記復号器に内蔵し、上記原ソフトウェアの一部
の命令は、該識別記号と該命令の命令番地情報とから合
成したキーを用いて、予め該暗号化手段により暗号化さ
れ、該復号化手段は、該キーを用いて暗号化された該命
令を復号化することを特徴とする特許請求範囲第１項記
載のソフトウェア保護方式。３、上記キーは、上記識別記号と上記命令番地情報とに
対して、論理和、論理積、排他的論理和、混ぜ合わせ、
区画分割、および、それらの組み合わせを行い、合成さ
れることを特徴とする特許請求範囲第２項記載の計算機
システム。４、上記原ソフトウェアの一部の命令の暗号化、および
、上記暗号化された命令の復号化は、上記キーを用い、
回転、反転、排他的論理和、区画分割、および、それら
の組み合わせによって行うことを特徴とする特許請求範
囲第３項記載のソフトウェア保護方式。５、上記復号化手段は、１つのＬＳＩチップに内蔵され
ることを特徴とする特許請求範囲第１項記載のソフトウ
ェア保護方式。６、上記命令実行器、命令解読器、および復号手段は、
１つのＬＳＩチップに内蔵されることを特徴とする特許
請求範囲第１項記載のソフトウェア保護方式。