2017-006987

特願２０１６－５０４１０１「セキュリティ装置，その方法，およびプログラム」拒絶査定不服審判事件〔平成２７年　８月２７日国際公開，ＷＯ２０１５／１２５７６５，請求項の数（６）〕について，次のとおり審決する。

【結　論】 原査定を取り消す。 本願の発明は，特許すべきものとする。

【理　由】 第１．手続の経緯 本願は，平成２７年２月１７日（優先権主張２０１４年２月１８日、日本）を国際出願日とする出願であって，平成２８年１２月１３日付けで拒絶理由通知がされ，平成２９年２月１５日付けで意見書が提出されると共に手続補正がされ，平成２９年２月２２日付けで拒絶査定（原査定）がされ，これに対して平成２９年５月１６日付けで拒絶査定不服審判の請求がされたものである。 第２．原査定の概要 原査定（平成２９年２月２２日付け拒絶査定）の概要は以下のとおりである。 （進歩性）この出願の下記の請求項に係る発明は，その出願前に日本国内又は外国において，頒布された下記の刊行物に記載された発明又は電気通信回線を通じて公衆に利用可能となった発明に基いて，その出願前にその発明の属する技術の分野における通常の知識を有する者が容易に発明をすることができたものであるから，特許法第２９条第２項の規定により特許を受けることができない。 ＜引用文献等一覧＞ １．與那嶺裕，他，閾値秘密分散法に基づく広域ネットワークストレージに関する研究，電子情報通信学会技術研究報告，電子情報通信学会，２００５年９月９日，Ｖｏｌ．１０５，Ｎｏ．２９０，ｐｐ．３７－４４ ２．特開２００４－３３６７０２号公報 第３．本願発明 本願請求項１－６に係る発明（以下，それぞれ「本願発明１」－「本願発明６」という。）は，平成２９年２月１５日付けの手続補正で補正された特許請求の範囲の請求項１－６に記載された事項により特定される発明であり，本願発明１は以下のとおりの発明である。 「　【請求項１】 Ｎ≧２であり，Ｎ＞Ｋ≧１であり，Ｋ個以上の断片情報が得られた場合にのみ処理情報が復元されるように，前記処理情報をＮ個の断片情報ｓ１，…，ｓＮに秘密分散する秘密分散部と， ｎ＝１，…，Ｎであり，前記断片情報ｓｎの写像による像である検証情報ｈｎを得る検証情報生成部と， 前記断片情報ｓ１，…，ｓＮを出力する出力部と， Ｎ個の前記検証情報ｈ１，…，ｈＮを含む複製情報ｄ＝｛ｈ１，…，ｈＮ｝の写像による像である第２検証情報ｇを得る第２検証情報生成部と， Ｋ個以上の第２断片情報が得られた場合にのみ前記複製情報ｄおよび前記第２検証情報ｇを含む情報が復元されるように，前記複製情報ｄおよび前記第２検証情報ｇを含む情報を秘密分散してＮ個の第２断片情報ｓｈ１，…，ｓｈＮを得る第２秘密分散部と， 前記第２断片情報ｓｈ１，…，ｓｈＮを出力する第２出力部と， ｛ｆ（１），・・・，ｆ（Ｋ）｝⊆｛１，・・・，Ｎ｝であり，Ｋ個の前記第２断片情報ｓｈｆ（１），…，ｓｈｆ（Ｋ）の入力を受け付ける入力部と， 前記入力部に入力された前記第２断片情報ｓｈｆ（１），…，ｓｈｆ（Ｋ）から，前記複製情報ｄおよび前記第２検証情報ｇを含む復元情報を復元する復元部と， 前記復元情報に含まれた前記第２検証情報ｇと，前記復元情報に含まれた前記複製情報ｄの写像による像である第３検証情報と，を比較する検証部と， を有するセキュリティ装置。」 なお，本願発明２，３は，本願発明１を減縮した発明である。 本願発明４，５は，本願発明１，２に対応する方法の発明であり， 本願発明６は，本願発明１－３に対応するプログラムに対応する発明である。 第４　引用文献，引用発明等 １．引用文献１について （１）原査定の拒絶の理由に引用された上記引用文献１には，図面とともに次の事項が記載されている。 Ａ．「３．２．１（ｋ，ｎ）閾値秘密分散法の概要 （ｋ，ｎ）閾値秘密分散法では秘密の値ｓからｎ個のシェアを生成する．ｎ個のシェアのうち，任意のｋ個から秘密ｓが復元できる．どのシェアをｋ－１個集めても秘密の値ｓについて知ることはできない．実現方法としてＳｈａｍｉｒの方法［１］がある．例えば，ｋ＝２とした場合の（２，ｎ）閾値秘密分散法のとき，Ｓｈａｍｉｒの方法では各シェアｖｉ＝ｆ（ｉ）は式１の１次式によって生成される．」（３８頁右欄３７行～４４行） Ｂ．「４．開発システムの仕様・動作 現在，我々は提案手法の有効性を検証するに当たり，提案手法を実装したシステムを開発している．本システムはＳ４（Ｎｅｔｗｏｒｋ Ｓｔｏｒａｇｅ ｂｙ Ｓｅｃｒｅｔ Ｓｈａｒｉｎｇ Ｔｈｒｅｓｈｏｌｄ Ｓｃｈｅｍｅ）というアプリケーションソフトウェアと，クライアント同士の通信などをサポートするために設置されたサーバーにより構成される．本システムではサーバーが設置されているが，これは我々が提供しており，各利用者が必要なのはＳ４のみである．本章ではＳ４の仕様・動作について述べ，システム全体について説明する．Ｓ４の仕様は，表２の通りであり，Ｓ４の動作については時節以降で説明する． （中略） ４．３他クライアントヘのシェア分散 保護したいデータに対して閾値秘密分散法でシェアを生成し，このシェアをファイルに書き出して他のクライアントに送信することでシェアを分散させる．手順は以下の通りである．（図４） （１）シェア及びキーファイル生成 シェア分散が開始されると，予め設定された（ｋ，ｄ，ｎ）ランプ型閾値秘密分散法のパラメータに従ってシェアがｎ個生成される．このとき，データの復元に必要な情報をテキストファイルに書き込み，指定済みであるシェアの保存先へ保存される．（以降このファイルのことをキーファイルと呼ぶ．）キーファイルヘ記述される内容は表３の通りである． 表３キーファイルの内容 復元後のファイル名とその容量（ビット数） 閾値秘密分散法のパラメータ（ｋ，ｄ，ｎ） ガロア体の要素数（素数ｐ） 生成された各シェアの名前，容量（ビット数） 各シェアの改ざん検知用ハッシュ値 （２）シェア送信先決定 サーパーから現在送信可能なｎ個の送信先ＩＰアドレスを取得する．予めサーバーはクライアントの信頼度に応じてランクを設定しており，このランク順に応じて送信先ＩＰアドレスを提供する．ランクの設定については後述する． （３）シェア分散終了処理 シェアの送信が完了したら，送信したシェア名と送信先ＩＰアドレスの対をサーバーに報告し，サーバーはこの情報をシェア分散情報としてデータべースに蓄える． （４）キーファイル保存 起動時に利用したクライアント独自のパスワードを秘密鍵として，キーファイルに対してＡＥＳ暗号で暗号化を行い，サーバーに送信し保存する． ４．４保護データの復元 キーファイルを基にシェアを収集し，保護データを復元する．手順は以下の通りである．（図５） （１）シェア収集先 キーファイルに記述されている情報より，現在接続中でシェアを所持しているであろうユーザのＩＰアドレスと，そのシェアのファイル名の対をｎ個，サーバーに問い合わせる．サーバーはシェア分散情報からこれらの情報を取り出す． （２）シェア収集 前項で得たＩＰアドレスヘ，シェアの送信要求を出し，分散されたシェアを収集する． （３）改ざん検知 収集したシェアをＳＨＡ－５１２[５]に通し得られたハッシュ値と，キーファイルに記述されている各シェアの改ざん検知用ハッシュ値を比較し，改ざん検知を行う．改ざんが検知されるとそのシェアは削除される． （４）データ復元 シェアがｋ個集まったら，キーファイルに記述されている情報を基に閾値秘密分散法の計算を行い，保護データを復元する．復元されたデータは予め設定されている復元データ保存先へ保存される． （５）ランク設定 シェアの送信要求を出した相手ユーザがシェアを所持していない場合，又は，シェアの改ざんが検知された場合はそのクライアントのランクを下げるようにサーバーに報告する．」（３９頁右欄１２行～４１頁左欄２９行） Ｃ．「５．２耐障害性 データの消失・破損などの障害に対するシェアとキーファイルの耐障害性は以下の通りである． ５．２．１シェア 本システムでは閾値秘密分散法の特性より，分散させたｎ個のシェアのうちｋ個のシェアを収集することができれば保護データの復元が可能である．つまり，ｎ－ｋ個のシェアが消失・破損に遭っても保護データは守られる．一方，このｎ－ｋ個のシェアは耐障害性には重要ではあるものの，データの復元に利用されないのでこの数が多すぎると冗長性が増す． 本システムでは，保護データのファイルサイズがｘビットの場合，各シェアのファイルサイズ│ｖｉ│は約ｘ／ｄビットとなる．分散数がｎの場合，分散させる全てのシェアのファイルサイズ│Ｖ│はｎ＊ｘ／ｄとなり，閾値がｋの場合，データ復元に必要なファイルサイズ│Ｖｋ│はｋ＊ｘ／ｄとなり，分散させたシェアのうち収集が必要なシェアの割合Ｅ（ｖ）はｋ／ｎとなる．なお，それぞれのパラメータは式９の条件を満たさなければならない． （中略） ５．２．２キーファイル 本システムではキーファイルはクライアント自身とサーバー上に保存されており，この内の１つがあれぱデータの復元は可能である．なお，サーバー上に保存されているキーファイルはＡＥＳ暗号により機密性は守られている．しかし，この２つのキーファイルが同時に消失・破損などの障害に遭う可能性もある．よって，今後，ミラーリングによりサーバーの強化を行う，あるいは，暗号化済みキーファイルもシェアと同様に分散させることによって，ユーザーに負担を与えずにキーファイルの耐障害性の向上を目指す．」（４２頁左欄９行～右欄１０行） Ｄ．「・キーファイルの耐障害性の向上 ミラーリングによりサーバーの強化を行うこと，暗号化済みキーファイルもシェアと同様に分散させることによって，ユーザーに負担を与えずにキーファイルの耐障害性の向上を目指す．」（４４頁右欄１１行～１４行） （２）引用文献１に記載されている技術的事項について検討する。 引用文献１には次の発明（以下，「引用発明」という。）が記載されていると認められる。 「分散させたｎ個のシェアのうちｋ個のシェアを収集することができれば保護データを復元可能な閾値分散法を用いたシステムであって， 保護したいデータに対して閾値秘密分散法で予め設定されたパラメータに従って ｎ個のシェアを生成するシェア生成部と， 復元に必要な情報として各シェアの改ざん検知用ハッシュ値を含めたテキストファイルをキーファイルとしてクライアントに書き込むキーファイル生成部と， 前記生成されたｎ個のシェアを他クライアントへ送信するシェア送信部と， 前記キーファイルを複製し，クライアントからサーバに複製されたキーファイルを送信するキーファイル送信部とを備え， 保護データを復元する場合，クライアントは，シェアの送信要求を出し，分散されたシェアを収集する収集部と， 収集したシェアからハッシュ値を得て，得られたハッシュ値と，キーファイルに記述されている各シェアの改ざん検知用ハッシュ値を比較し，改ざん検知を行う改ざん検知部と， シェアがｋ個集まったら，キーファイルに記述されている情報を基に閾値秘密分散法の計算を行い，保護データを復元するデータ復元部を有し， キーファイルは，クライアントとサーバ上に保存するものの，この２つのキーファイルが同時に消失・破損などの障害に遭う可能性があることから，今後，暗号化済みキーファイルもシェアと同様に分散させるキーファイルの耐障害性の向上を目指すことを特徴とする 閾値秘密分散法を用いたシステム。」 ２．引用文献２ 原査定の拒絶の理由に引用された上記引用文献２には，図面と共に次の事項が記載されている。 Ｅ．「【００３１】 （第１の実施の形態） 図１は，本発明の第１の実施の形態に係わるデータ原本性確保システム１の概略構成を示すブロック図である。 【００３２】 図１に示すように，データ原本性確保システム１は，インターネット等の通信用ネットワークＮに対して接続して通信できるクライアントコンピュータ（以下，単にクライアントとする）２と，ネットワークＮに対して通信可能に接続されており，互いにハードウェア的に独立した複数（本実施の形態では４とする）のデータ保管用サーバコンピュータ（以下，単に保管サーバとする）３ａ１～３ａ４とを備えている。 【００３３】 クライアント２は，演算処理部であるＣＰＵ，このＣＰＵに接続され該ＣＰＵおよびネットワークＮ間の通信を可能にするインタフェース，ＣＰＵに接続されたデータ入力用の入力部およびＣＰＵに接続されたメモリ１０をそれぞれ備えている。 【００３４】 メモリ１０には，原本性を確保して保管する対象となるデータ｛例えば，Ｍ（Ｍは自然数）バイトのデジタルデータ；以下，元データとも呼ぶ｝Ｂが格納されている。また，メモリ１０には，クライアント２（そのＣＰＵ）が読み取り可能であり，後述する図２および図３に示す原本性確保処理（データ保管処理）をクライアント２（そのＣＰＵ）に実行させるためのデータ原本性確保用プログラムＰが搭載されている。 【００３５】 なお，このデータ原本性確保用プログラムＰは，磁気メモリや半導体メモリ等の各種記録媒体に搭載され，必要に応じてその記録媒体からクライアント２に読み出されてメモリ１０にロードされるように構成することも可能である。 【００３６】 クライアント２は，データ原本性確保用プログラムＰにより実現される機能として，メモリ１０に格納された元データＢから，その元データＢをユニークに識別できる例えばハッシュ値を生成するハッシュ値生成部１１と，元データＢおよびハッシュ値Ｈを含むデータを秘密分散法を用いて分割して分割データＤ（１）～Ｄ（４）（本実施形態では，分割数を４とする）を生成する分割データ生成部１３と，分割データＤ（１）～Ｄ（４）から元データＢおよびハッシュ値Ｈを生成する元データ復元部１５と，分割データＤ（１）～Ｄ（４）をネットワークＮを介して通信する通信部１７とを備えている。 【００３７】 各保管サーバ３ａ１～３ａ４は，演算処理部であるＣＰＵ，このＣＰＵに接続され該ＣＰＵおよびネットワークＮ間の通信を可能にするインタフェース，ＣＰＵに接続されたデータ入力用の入力部，ＣＰＵに接続されたメモリおよびハードディスク等の記憶装置をそれぞれ備えている。 【００３８】 次に，本実施の形態に係わるデータ原本性確保システム１の全体処理について説明する。 【００３９】 図２および図３に示すように，クライアント２は，データ原本性確保用プログラムＰに従って動作し，ハッシュ値生成部１１の機能として，メモリ１０に記憶された，原本性を確保して保管したい元データＢをメモリ１０から読み込み，読み込んだ元データＢを，所定のハッシュ関数を用いてその元データＢのハッシュ値Ｈを生成する（ステップＳ１）。 【００４０】 このハッシュ値Ｈは，その元データＢが１ビットでも変更されると全く異なる値を示す性質，すなわち，元データＢをユニークに識別できる性質を有している。 【００４１】 次いで，クライアント２は，分割データ生成部１３の機能として，生成したハッシュ値Ｈを含む元データＢを秘密分散法を用いて４つのデータ（分割データ）Ｄ（１）～Ｄ（４）に分割する（ステップＳ２）。 【００４２】 以下，ステップＳ２の秘密分散法に基づく分割データＤ（１）～Ｄ（４）生成処理について詳細に説明する。 【００４３】 例えば，２次多項式Ｆ（ｘ）＝ａｘ２＋ｂｘ＋Ｂ（ｍｏｄ ｐ；ｐで割った時の余りを表す）を基にしたＳｈａｍｉｒの秘密分散法｛（ｋ，ｎ）閾値法；但し，分割数を表すｎを４とし，復元できる数を表すｋを３とする｝で考える。ここでＢは元データ，Ｆ（ｘ）は分割データである。ａ，ｂ，ｐは，元データＢの分割に際して任意に決定される。但し，ｐは，ａ，ｂ，Ｂよりも大きい素数とする。 【００４４】 このとき，クライアント２の分割データ生成処理により，分割データＦ（１）～Ｆ（４）｛上記分割データＤ（１）～Ｄ（４）に対応｝は，次式（１）～（４）のように作成される。 【００４５】 Ｆ（１）＝ａ＋ｂ＋Ｂ（ｍｏｄ ｐ） ・・・（１） Ｆ（２）＝４ａ＋２ｂ＋Ｂ（ｍｏｄ ｐ） ・・・（２） Ｆ（３）＝９ａ＋３ｂ＋Ｂ（ｍｏｄ ｐ） ・・・（３） Ｆ（４）＝１６ａ＋４ｂ＋Ｂ（ｍｏｄ ｐ） ・・・（４） この分割データＦ（１）～Ｆ（４）の内，ｋ＝３以上の分割データ｛例えば，Ｆ（１），Ｆ（２），Ｆ（４）｝が集まれば，この分割データ Ｆ（１）＝ａ＋ｂ＋Ｂ（ｍｏｄ ｐ） ・・・（１） Ｆ（２）＝４ａ＋２ｂ＋Ｂ（ｍｏｄ ｐ） ・・・（２） Ｆ（４）＝１６ａ＋４ｂ＋Ｂ（ｍｏｄ ｐ） ・・・（４） を連立して元データＢを求めることができる。 【００４６】 そして，ｋ－１以下の分割データが集まっても，元データＢを復元することはできない。 【００４７】 なお，元データＢが長いデータ列である場合には，クライアント２は，例えば元データＢの先頭から１バイト毎にＦ（１）からＦ（４）を順次作成して分割データＤ（１）（Ｆ（１））～Ｄ（４）（Ｆ（４））を作成する。 【００４８】 そして，クライアント２は，通信部１７の機能として，作成した分割データＤ（１）～Ｄ（４）を保管サーバ３ａ１～３ａ４にネットワークＮを介してそれぞれ送信する（ステップＳ３）。 【００４９】 各保管サーバ３ａ１～３ａ４は，ネットワークＮを介して送信されてきた分割データＤ（１）～Ｄ（４）を，それぞれのハードディスク等の記憶装置に記憶する（ステップＳ５）。 【００５０】 このようにして，元データＢを，そのハッシュ値Ｈを含んで分割された分割データＤ（１）～Ｄ（４）として保管サーバ３ａ１～３ａ４に保管することができる。 【００５１】 次に，保管サーバ３ａ１～３ａ４に保管された分割データＤ（１）～Ｄ（４）が改竄されているか否かを確認する場合，クライアント２は，分割データＤ（１）～Ｄ（４）のダウンロード要求を保管サーバ３ａ１～３ａ４にそれぞれ送信する（ステップＳ１０）。 【００５２】 各保管サーバ３ａ１～３ａ４は，送信されてきたダウンロード要求に応じて，それぞれのハードディスク等の記憶装置に保管された各分割データＤ（１）～Ｄ（４）を各記憶装置から読み出し，読み出した各分割データＤ（１）～Ｄ（４）をネットワークＮを介してクライアント２に送信する（ステップＳ１１）。 【００５３】 クライアント２は，データ原本性確保用プログラムＰに従って動作し，元データ復元部１５の機能として，ネットワークＮを介して送信されてきた分割データＤ（１）～Ｄ（４）を受信し，受信した分割データＤ（１）～Ｄ（４）に基づいて秘密分散法により元データＢ１およびハッシュ値Ｈ１をそれぞれ復元する（ステップＳ１２）。 【００５４】 次いで，クライアント２は，元データ復元部１５の機能として，復元した元データＢ１からハッシュ値Ｈ２を再生成し，再生成したハッシュ値Ｈ２と復元したハッシュ値Ｈ１とを比較して一致するか否かを確認する（ステップＳ１３）。 【００５５】 このステップＳ１２およびＳ１３の処理を具体的に説明する。 【００５６】 例えば，上記分割データＦ（１），Ｆ（２），Ｆ（３），Ｆ（４）の内，一部の分割データが改竄｛例えば，Ｆ（２）～Ｆ（４）がＦａ（２）～Ｆａ（４）に改竄｝されたと仮定する。 【００５７】 このとき，クライアント２は，下式 Ｆ（１） ＝ａ＋ｂ＋Ｂ（ｍｏｄ ｐ） ・・・（１） Ｆａ（２）＝４ａ＋２ｂ＋Ｂ（ｍｏｄ ｐ） ・・・（２） Ｆａ（３）＝９ａ＋３ｂ＋Ｂ（ｍｏｄ ｐ） ・・・（３） Ｆａ（４）＝１６ａ＋４ｂ＋Ｂ（ｍｏｄ ｐ）・・・（４） の中から少なくとも３つの式を連立させてハッシュ値Ｈを含む元データＢを復元することになる。 【００５８】 しかしながら，分割データＦ（２）～Ｆ（４）が分割データＦａ（２）～Ｆａ（４）に改竄されているため，この分割データＦａ（２）～Ｆａ（４）を連立しても，復元された元データＢ１は，原本性確保対象となる元データＢとは異なるため，その元データＢ１から再生成されたハッシュ値Ｈ２も，復元されたハッシュ値Ｈ１とは異なる。この結果，保管サーバ３ａ１～３ａ４に保管されている分割データＤ（１）～Ｄ（４）の少なくとも一部が改竄されていることをクライアント２側において確認することができる。 【００５９】 以上述べたように，本実施形態によれば，元データＢを，秘密分散法を用いて複数の分割データＤ（１）～Ｄ（４）に分割して保管サーバ３ａ１～３ａ４にそれぞれ保管しているため，その分割データＤ（１）～Ｄ（４）の内の少なくとも一部が改竄された場合でも，改竄データを含む分割データＤ（１）～Ｄ（４）から，その分割データＤ（１）～Ｄ（４）に対する改竄の有無を容易に確認することができる。 【００６０】 この結果，例えば元データＢを長期間に亘って保管する場合であっても，電子署名のように，電子証明書の再発行処理および電子署名付きデータ作成処理を繰り返し行うことなく，簡易に元データＢを保管することができる。 【００６１】 また，本実施形態によれば，元データＢを分割データＤ（１）～Ｄ（４）に分割して保管サーバ３ａ１～３ａ４に保管しているため，例えば，分割データＤ（１）～Ｄ（４）の内の１つの分割データが改竄された場合でも，残りの分割データを用いて元データＢを復元することができる。 【００６２】 この結果，元データＢの原本性をより確実に確保することができる。」 第５．対比・判断 １．本願発明１について （１）対比 ア．引用発明の「分散させたｎ個のシェアのうちｋ個のシェアを収集することができれば保護データを復元可能な閾値分散法を用いたシステム」であって「保護したいデータに対して閾値秘密分散法で予め設定されたパラメータに従って ｎ個のシェアを生成するシェア生成部」は，Ｋ個以上の断片情報が得られた場合にのみ処理情報が復元さることから，本願発明１の「Ｎ≧２であり，Ｎ＞Ｋ≧１であり，Ｋ個以上の断片情報が得られた場合にのみ処理情報が復元されるように，前記処理情報をＮ個の断片情報ｓ１，…，ｓＮに秘密分散する秘密分散部」に相当する。 イ．引用発明の「各シェアの改ざん検知用ハッシュ値」は，各シェア（断片情報）の改ざん検知用に用いるハッシュ値（写像である像による検証情報）といえるので，本願発明１の「断片情報ｓｎの写像による像である検証情報ｈｎ」に相当する。そうすると，引用発明の「復元に必要な情報として各シェアの改ざん検知用ハッシュ値を含めたテキストファイルをキーファイルとしてクライアントに書き込むキーファイル生成部」は，本願発明１の「ｎ＝１，…，Ｎであり，前記断片情報ｓｎの写像による像である検証情報ｈｎを得る検証情報生成部」に相当する。 ウ．引用発明の「前記生成されたｎ個のシェアを他クライアントへ送信するシェア送信部」は，ｎ個のシェア（断片情報ｓ１，…，ｓＮ）を他クライアントへ出力しているといえるので，本願発明１の「前記断片情報ｓ１，…，ｓＮを出力する出力部」に相当する。 エ．引用発明の「前記キーファイルを複製し，クライアントからサーバに複製されたキーファイルを送信するキーファイル送信部」は，各シェアの改ざん検知用ハッシュ値を含むキーファイルを複製し，サーバに出力しているといえるので，本願発明１の「Ｎ個の前記検証情報ｈ１，…，ｈＮを含む複製情報ｄ＝｛ｈ１，…，ｈＮ｝の写像による像である第２検証情報ｇを得る第２検証情報生成部と，Ｋ個以上の第２断片情報が得られた場合にのみ前記複製情報ｄおよび前記第２検証情報ｇを含む情報が復元されるように，前記複製情報ｄおよび前記第２検証情報ｇを含む情報を秘密分散してＮ個の第２断片情報ｓｈ１，…，ｓｈＮを得る第２秘密分散部と，前記第２断片情報ｓｈ１，…，ｓｈＮを出力する第２出力部」と比較すると，後記する点で相違するものの，“Ｎ個の前記検証情報ｈ１，…，ｈＮを含む複製情報ｄ＝｛ｈ１，…，ｈＮ｝を出力する第２出力部”という点で一致する。 オ．上記ア乃至エの検討より，本願発明１と引用発明とは，以下の一致点及び相違点があるといえる。 ＜一致点＞ Ｎ≧２であり，Ｎ＞Ｋ≧１であり，Ｋ個以上の断片情報が得られた場合にのみ処理情報が復元されるように，前記処理情報をＮ個の断片情報ｓ１，…，ｓＮに秘密分散する秘密分散部と， ｎ＝１，…，Ｎであり，前記断片情報ｓｎの写像による像である検証情報ｈｎを得る検証情報生成部と， 前記断片情報ｓ１，…，ｓＮを出力する出力部と， Ｎ個の前記検証情報ｈ１，…，ｈＮを含む複製情報ｄ＝｛ｈ１，…，ｈＮ｝と， Ｎ個の前記検証情報ｈ１，…，ｈＮを含む複製情報ｄ＝｛ｈ１，…，ｈＮ｝を出力する第２出力部と， を有するセキュリティ装置。 ＜相違点＞ 本願発明では， 「Ｎ個の前記検証情報ｈ１，…，ｈＮを含む複製情報ｄ＝｛ｈ１，…，ｈＮ｝の写像による像である第２検証情報ｇを得る第２検証情報生成部と， Ｋ個以上の第２断片情報が得られた場合にのみ前記複製情報ｄおよび前記第２検証情報ｇを含む情報が復元されるように，前記複製情報ｄおよび前記第２検証情報ｇを含む情報を秘密分散してＮ個の第２断片情報ｓｈ１，…，ｓｈＮを得る第２秘密分散部と， 前記第２断片情報ｓｈ１，…，ｓｈＮを出力する第２出力部と， ｛ｆ（１），・・・，ｆ（Ｋ）｝⊆｛１，・・・，Ｎ｝であり，Ｋ個の前記第２断片情報ｓｈｆ（１），…，ｓｈｆ（Ｋ）の入力を受け付ける入力部と， 前記入力部に入力された前記第２断片情報ｓｈｆ（１），…，ｓｈｆ（Ｋ）から，前記複製情報ｄおよび前記第２検証情報ｇを含む復元情報を復元する復元部と， 前記復元情報に含まれた前記第２検証情報ｇと，前記復元情報に含まれた前記複製情報ｄの写像による像である第３検証情報と，を比較する検証部」と特定しているのに対し，引用発明ではそのように特定されていない。 （２）相違点についての判断 引用発明の「キーファイル」は「暗号化済みキーファイルもシェアと同様に分散させるキーファイルの耐障害性の向上を目指す」ことから，引用発明のシェアと同様の方法で分散させることが示唆されているといえるものの，引用発明の「キーファイル」のみを引用発明の「シェア」と異なる方法で分散させることまでは示唆されているとはいえず，引用発明に引用文献２に記載された技術を用いる動機付けがあるとはいえない。 仮に，引用発明の「複製されたキーファイル」を引用文献２（上記Ｅ参照）の「元データＢ」として分散処理を行うことが出来たとしても，元データＢ（複製情報，複製されたキーファイル）のハッシュ値Ｈ（第２検証情報）を生成し，分散データ（Ｄ１～Ｄ４）（第２断片情報）を得て，保管サーバに保管し，元データ復元部の機能として，復元した元データＢ１からハッシュ値Ｈ２（第２検証情報）と，再生成したハッシュ値Ｈ２（第３の検証情報）とを比較して一致するか否かを確認（検証部）を備え，分割データ（Ｄ１～Ｄ４）のうちの一つの分割データが改ざんされた場合でも，残りの分割データを用いて元データＢを復元できることは記載されているものの，分割データが改ざんされていなかった場合については，全ての分割データを用いて復元するものと解される。即ち，Ｎ個の断片情報からＫ個の断片情報のみを入力させる構成が読み取れない。そうすると，本願発明１の「｛ｆ（１），・・・，ｆ（Ｋ）｝⊆｛１，・・・，Ｎ｝であり，Ｋ個の前記第２断片情報ｓｈｆ（１），…，ｓｈｆ（Ｋ）の入力を受け付ける入力部」の構成が相違することとなる。 したがって，本願発明１は，当業者であっても引用発明及び引用文献２に記載された技術的事項に基づいて容易に発明できたものとはいえない。 ２．本願発明２－６について 本願発明２，３は，本願発明１を減縮した発明であり，本願発明４，５は，本願発明１，２に対応する方法の発明であり，本願発明６は，本願発明１－３に対応するプログラムに対応する発明であることから，本願発明１と同様の理由により，当業者であっても，引用発明及び引用文献２に記載された技術的事項に基づいて容易に発明できたものとはいえない。 第６．むすび 以上のとおり，本願発明１－６は，当業者が引用発明及び引用文献２に記載された技術的事項に基づいて容易に発明をすることができたものではない。したがって，原査定の理由によっては，本願を拒絶することができない。 また，他に本願を拒絶すべき理由を発見しない。 よって，結論のとおり審決する。