JPH02105192A - 個人識別番号処理の許可を検証する装置および方法 - 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、広義にはデータ処理技術に関し、具体的には
データ処理における暗号の応用分野に関する。

Ｂ、従来技術及びその課題 参照文献−以下に示す特許出願は本発明に関係するもの
で、引用により本明細書に組み込む。

（ａ）Ｂ、Ｂｒａｃｈｔｌ等による１９８７年５月２９
日付の米国特許出願第５５５０２号”　Ｃｏｎｔｒｏｌ
ｌｅｄ　Ｕｓｅｏｆ　Ｃｒｙｐｔｏｇｒａｐｈｉｃ　Ｋ
ｅｙｓ　ｖｉａ　ＧｅｎｅｒａｔｉｎｇＳｔａｔｉｏｎ
ｓ　Ｅｓｔａｂｌｉｓｈｅｄ　Ｃｏｎｔｒｏｌ　Ｖａｌ
ｕｅｓ　”（ｂ）Ｓ、Ｍ、Ｍａｔｙａｓ等による１９８
８年８月１１日付の米国特許出願第２３１１１４号ｌ″
ＳｅｃｕｒｅＭａｎａｇｅｍｅｎｔ　ｏｆ　Ｋｅｙｓ　
Ｕｓｉｎｇ　Ｃｏｎｔｒｏｌ　Ｖｅｃｔｏｒｓ″０（ｃ
）Ｓ、Ｍ、Ｍａｔｙａｓ等による１９８８年８月１７日
付の米国特許出願第２３３５１５号　”ＤａｔａＣｒｙ
ｐｔｏｇｒａｐｈｙ　０ｐｅｒａｔｉｏｎｓ　Ｕｓｉｎ
ｇ　ＣｏｎｔｒｏｌＶｅｃｔｏｒｓ″ Ｕ　　毎日、電子振替（ＥＦＴ）システムは組織及び個
人間で数十像ドルを電子的に振替えしている。ユーザの
識別が確実に検証され、ネットワークのノード間でメツ
セージの正確で変更のない伝送が保証されない限り、こ
うしたトランザクションは安全に処理できない。

個人識別番号（ＰＩＮ）とは、ＥＦＴシステムまたはＰ
ＯＳシステムで使用されるデビット・カードまたはクレ
ジット・カードの所持者に割り当てられ、または所持者
が選択する秘密番号である。

ＰＩＮはシステムに対してカード所持者を認証する働き
をする。ＥＦＴシステム及びＰＯＳシステムでは、ＰＩ
Ｎ及び他のＥＦＴ）ランザクシロンの機密性と保全性を
確保するため、暗号を使用する。

暗号とは、許可を受けていない者に対して情報を隠すた
めに、理解可能な情報を見かけ上理解不能な情報に変形
するものである。暗号は、陸上通信線、通信衛星、マイ
クロ波施設を使用する通信ネットワークを介して伝送さ
れる情報を保護する唯一の既知の実用的な方法である。

暗号は、データの秘密を保護するだけでなく、データの
保全性をも保護するために使用できる。

データの暗号変形は、通常、キーの制御下で、選択され
たアルゴリズムまたは手順によって定義される。アルゴ
リズムは通常一般に知られているので、変形または暗号
化されたデータの保護は、キーの秘密性に依存する。す
なわち、不正使用者が既知のアルゴリズムとキーを使っ
て暗号化されたデータを簡単に回復できないようにする
ために、キーを秘密に保持しておかなければならない。

したがって、データの保護は秘密キーの保護に依存する
。

キー管理の新しい方法は、やはり本発明の良好な背景技
術をもたらすＳ、Ｍ、Ｍａｔｙａｓ等の上記の特許出願
（ｂ）に記載されている。本明細書に開示する発明は、
生成、変換、配布及び検証中におけるＰＩＮの機密性及
び保全性の保護に暗号キー及び暗号方法を適用すること
を目的とする暗号ＰＩＮ処理に関するものである。一方
、Ｓ、Ｍ、Ｍａｔｙａｓ等の特許出願は、キー自体の生
成、配布及び管理に関するものである。

ＰＩＮが適切に機能するためには、ＰＩＮを、カード所
持者及びカード所持者を認証することができる金融機関
だけが知っており、他の誰も知らないようにしなければ
ならない。

ＰＩＮは、不正使用者（カード拾得者、泥棒、偽造者）
が推測を繰り返して（または試行錯誤により）正しいＰ
ＩＮを見つける機会がほとんどない程度に十分な桁数の
数字を含まなければならない。しかし、ＰＩＮは余り多
くの数字を含むべきではない。そうでないと、トランザ
クション時間が遅くなる。ＰＩＮが長くなるほど、覚え
難くなり、入力エラーの可能性が大きくなる。１０進数
で４ないし８桁のＰＩＮが業界の標準であるが、もっと
長いＰＩＮが顧客選択オプションとして利用されること
もある。

カード所持者に許される不正確な連続ＰＩＮ入力の回数
を制限するのが慣例である。通常、不正確な入力が３回
あるとトランザクションは打ち切られる。こうすると、
不正使用者がＰＩＮを徹底的に検討して正しいＰＩＮを
推測するのが困難になる。カードの取上げも、無許可の
カード使用を妨げる手段として利用されることがある。

銀行カードとユーザを認証する手段としてのＰＩＮ− ユーザは通常、金融機関識別番号、カードの失効時期及
び主口座番号（ＰＡＮ）を刻字した磁気ストライプ識別
カード（銀行カード）を持っている。顧客が自分の口座
を開き、ユーザに銀行カードを発行する機関を発行人と
呼ぶ。システムへの入力点で、ユーザの銀行カードに関
する情報がシステムに読み込まれ、ユーザは個人識別番
号（ＰＩＮ）と呼ばれる秘密の数字を入力する。カード
所持者が正しいＰＩＮを入力し、口座残高が取引を行な
うのに十分であり、その取引の種類がその口座に認めら
れている場合、システムは振替えを許可する。

電子式振替及びｐｏｓ環境 第１図に示すネットワーク構成を考える。ＰＯ５端末や
現金自動受け払い機（ＡＴＭ）など、トランザクション
要求が開始される入力点をＥＦＴ端末と呼ぶ。金融機関
のコンピュータ施設は、接続されたＥＦＴ端末を管理す
ることもあり、上位処理センタ（ＲＰＣ）と呼ばれる。

第１図に示す３つのＨＰＣは、知能交換機を介して相互
接続されている。交換機は、別のＲＰＣでよく、情報が
ネットワーク中で効率的に経路設定できるようにＨＰＣ
間で接続を確立する。ＲＰＣとそれに関連するＥＦＴ端
束の間、及びＨＰＣと隣接するネットワークの間に位置
する独立の装置である通信制御装置（ｃＣ）が、通信リ
ンクを介するデータ伝送の管理を担当する。同様に、Ｅ
ＦＴ端末は、リンク管理機能に対して補足的サポートを
与えるものと仮定する。ＣＣはシステム・ユーザ及びデ
ータを検査するための容量をもつ。

ＥＦＴ端末に入力された情報に最初に作用するＲＰＣが
、獲得側（獲得ＲＰＣ）である。ＥＦＴ端末でトランザ
クションを開始するユーザは、ローカル機関（ＨＰＣＩ
、その場合、獲得側は発行者でもある）または遠隔機関
（ＨＰＣＹまたはＨＰＣＺ）の顧客である。ユーザは発
行者によって管理されない入力点でトランザクションを
開始できる場合、サポート・ネットワークは交換システ
ムと呼ばれる。

暗号なしの例 暗号を使用しない簡単なトランザクシロンを考える。こ
れを第２図に示す。顧客は、銀行カードを使って３５ド
ルの食料品店の勘定を払って、現金でさらに５０ドルを
受け取りたいものとする。

食料品店の口座はＸ銀行にあり、顧客の口座はＸ銀行に
ある。顧客のカードを、顧客またはＥＦＴ端末に参加し
ている小売店の店員が、ＥＦＴ端末に挿入し、顧客は、
電卓のような外形をし同様に動作する、キーボードまた
はＰＩＮパッドなど適切な入力装置によってＰＩＮを入
力する。同様に、食料品店は、８５ドル（食料品店の３
５ドルと顧客が受け取る５０ドル）を顧客の口座から食
料品店の口座に振り込むことを求める振込み要求を入力
する。

伝送及び処理の際に、ＰＩＮは１６桁の１０進数ＰＩＮ
ブロツク（８バイト）として記憶される。

いくつかのＰＩＮブロック・フォーマットが標準化され
ている、あるいは事実上標準になっている。

ＥＦＴ端末で入力された情報は、暗号要求メツセージに
組み込まれる。このメツセージまたはトランザクション
要求は、顧客のＰＩＮ（すなわち、８バイトのＰＩＮブ
ロック）、顧客の口座番号（ＰＡＮ）　、及び適切な経
路設定情報を含み、獲得側（ＨＰＣＩ）及び交換機を介
して、発行者（ＨＰＣＩ）に送られる。

借方要求を受け取ると、ＨＰＣＹは、そのＰＩＮが顧客
のＰＡＮと正しく相関しているかどうか、及び顧客の口
座残高が８５ドルの振込みをカバーするのに十分かどう
かを検査する。ＰＩＮの検証が失敗すると、ユーザには
通常、正しいＰＩＮを入力する機会が少なくとももう２
回毎えら・れる。さらに試みてもＰＩＮが依然として拒
絶された場合、ＨＰＣＹは否定応答をＨＰＣＩに送る。

ＰＩＮは正しいが、口座残高が振込みを行なうのには十
分でない場合、ＨＰＣＹは、否定応答または借方拒絶（
不十分な資金）メツセージをＨＰＣＩを送ることにより
借方要求を拒否する。

次いでネットワークを介して食料品店のＥＦＴ端末に振
込みが承認されないことを食料品店に知らせるメツセー
ジが送られる。

借方要求が承認された場合は、ＨＰＣＹは借方要求を記
録し、顧客の口座残高を８５ドル分減らして、肯定応答
または借方許可メツセージをＨＰＣＸに送り戻す。ＨＰ
ＣＸは、借方許可を受け取ると、２つの処置を取る。食
料品店に振込みが承認されたことを知らせるメツセージ
が食料品店のＥＦＴ端末に送られる。次いでＨＰＣＸは
食料品店の口座に８５ドルを貸方記入する。これでトラ
ンザクシロンが終了する。

カード所持者が発行者のＲＰＣまたは他の指定されたノ
ードのＲＰＣによって認証された場合、その処理はオン
ライン・モードで動作すると言われる。カード所持者が
端末によって認証された場合、その処理はオフライン・
モードで動作すると言われる。

一噴」コＦ里人りり桝 暗号を使用する同じ簡単なトランザクシロンを考える。

これを第３図に示す。この場合は、顧客が入力したＰＩ
Ｎ（場合によっては、他のデータも）から導出されたＰ
ＩＮブロックが、秘密のＰＩＮ暗号キーＰＥＫＩで暗号
化される。この説明では、ＰＩＮブロック・フォーマッ
トは、ＩＢＭ暗号化ＰＩＮパッド・フォーマットである
と仮定する。ＰＩＮ暗号化キーはＥＦＴ端末と獲得側（
ＨＰＣＸ）との間で共用される。

獲得側（ＨＰＣＸ）では、暗号化されたＰＩＮブロック
がＰＩＮ暗号化キーＰＥＤＩによる暗号化からＰＩＮ暗
号化キーＰＥＫ２による暗号化に変換される。ＰＥＫ２
は、獲得側（ＨＰＣＸ）と交換機の間で共用されるＰＩ
Ｎ暗号化キーである。同様に、交換機で、暗号化された
ＰＩＮブロックがＰＥＫ２による暗号化からＰＥＫ３に
よる暗号化に変換される。ＰＥＬ３は、交換機と発行者
（ＨＰＣＹ）の間で共用されるＰＩＮ暗号化キーである
。暗号ＰＩＮ変換動作は、ＰＩＮ変換命令を使って実行
される。

発行者（ＨＰＣＹ）側では、暗号化されたＰＩＮブロッ
クが、ＩＢＭ暗号化ＰＩＮパッド・フォーマットからＩ
ＢＭ３Ｂ２４フォーマットに再フォ−マツト化される。

この暗号動作も、ＰＩＮ変換命令を使って実行される。

ただし、この場合は入力ＰＩＮ暗号化キーと出力ＰＩＮ
暗号化キーが同じでもよい。この動作は、ＰＥＫ３によ
りＰＩＮブロックを非暗号化し、ＩＢＭ暗号化ＰＩＮパ
ッド・フォーマットからＩＢＭ３Ｂ２４フォーマットに
ＰＩＮブロックを再フォ−マツト化し、その結果得られ
たＰＩＮブロックをＰＥＫ３により再暗号化することか
ら成る（その結果得られた異なるキーＰＥＫ４によりＰ
ＩＮブロックを再暗号化することも可能である）。再フ
ォ−マツト化されたＰＩＮブロックは、次いでＰＩＮ検
証命令を用いて検証される。ＰＩＮ検証命令は、入力と
して、（３６２４ＰＩＮブロツク・フォーマットによる
）暗号化されたＰＩＮブロック、ＰＡＮ。

ＰＥＫ３の暗号化された値、及び暗号化されたシステム
定義ＰＩＮ生成キーＰＧＫ（ＰＩＮ妥当性検査キーとも
呼ばれる）を受け入れる。内部で、非暗号化された（復
号された。以下同じ）ＰＩＮブロックから顧客のＰＩＮ
が回復される。このＰＩＮが、顧客のＰＡＮから導出さ
れた同様なシステム生成ＰＩＮ１非暗号化されたＰＩＮ
生成キー（ＰＧＫ）　、及びこの説明では重要ではない
、命令に供給される他のアルゴリズム依存データと等し
いかどうか比較される。入力されたＰＩＮと内部で計算
されたＰＩＮの値が等しい場合、ＰＩＮ検証命令は「１
」を戻し、そうでない場合は、「０」を戻す。

ＰＩＮ妥当性検査で内部計算ＰＩＮ値を生成するのに使
用されるアルゴリズムと同じアルゴリズムが、ＰＩＮを
生成するのにも使用される。生成されたＰＩＮは、平文
の形でも暗号化した形でも出力できる。

要約すると、ＰＩＮ処理機能を適切に支援するには、Ｐ
ＩＮブロック作成命令、ＰＩＮ変換命令、ＰＩＮ検証命
令、ＰＩＮ生成命令の４つの暗号命令が必要である。Ｐ
ＩＮブロック作成命令は、顧客が入力したＰＩＮと他の
ユーザ及びシステム依存データからい（つかのフォーマ
ットの１つでＰＩＮブロックを作成し、供給された暗号
化されたＰＩＮ暗号化キー（ＰＥＫ）によりＰＩＮブロ
ックを暗号化する。ＰＩＮ変換命令は２つの機能を備え
ている。この命令は、第１のＰＩＮ暗号化キーによる暗
号化から異なる第２のＰＩＮ暗号キーによる暗号化にＰ
ＩＮブロックを再暗号化するのに使用できる。また、Ｐ
ＩＮブロックを再フォ−マツト化、すなわち、第１のＰ
ＩＮフォーマットから第２のＰＩＮフォーマットに再フ
ォ−マツト化するのにも使用できる。ＰＩＮ検証命令は
、システムによって生成されたＰＩＮｌすなわち、シス
テムＰＩＮ生成キー（ＰＧＫ）がら始めに生成されたＰ
ＩＮの妥当性検査を行なうのに使用される。

平文ＰＩＮは、通常はＰＩＮメイラ（ＰＩＮが封筒の外
側からは見えないような形で封筒の内側に印刷できる特
殊な封筒）を使って当該の各カード所持者に送られる。

ＰＩＮ生成命令は、システム供給ＰＩＮを生成するのに
使用される。顧客が自分のＰＩＮを選択する場合には、
オフセット値が顧客の銀行カードに記録される。このオ
フセットは、入力されたＰＩＮの値と組み合わされると
、システム生成ＰＩＮと等しいかどうか比較できる値（
導出ＰＩＮと呼ばれる）を生成する。すなわち、ＰＩＮ
検証命令は、顧客が自分のＰＩＮの値を選択する状況で
も利用される。

第４図に、顧客が個人で選択したＰＩＮパッドを入力す
る２つの方法、すなわち、暗号化されていないＰＩＮパ
ッドを使う方法及び暗号化ＰＩＮパッドを使う方法を示
す。それぞれの場合の出力は、ＰＩＮ生成システムに送
られる（第５図参照）。ＰＩＮ生成システムは、任意選
択として顧客が選択したＰＩＮ（ｃ８ＰＩＮ）を受け入
れ、ＰＡＮ及び他のデータからＰＩＮを内部生成し、Ｃ
３ＰＩＮが供給されている場合、内部ＰＩＮまたはＣ３
ＰＩＮからのそのオフセットを出力する。

そのオフセットはその顧客の新しい銀行カードに書き込
まれる。Ｃ３ＰＩＮが供給されていない場合、内部生成
ＰＩＮはＰＩＮメイラに印刷されて顧客に郵送される。

磁気符号化したＰＡＮと任意選択のオフセットを含む銀
行カードも顧客に郵送される。ＰＩＮメイラ印刷装置と
銀行カード書込み機は遠隔地に置くこともできる。

ＰＩＮ処理の要件 ＰＩＮ処理の要件は、以下のように要約できる。

１、ＰＩＮをＰＩＮメイラの作成に適した暗号化した形
及び平文の両方で生成する。

２、ＰＩＮオフセットを銀行カードの作成に適した暗号
化した形及び平文の両方で生成する。

３、顧客が入力した平文のＰＩＮからフォーマット化さ
れたＰＩＮブロックを作成し、供給されたＰＩＮ暗号化
キーでＰＩＮブロックを暗号化する。

４、第１の暗号化キー（ＰＥＫＩ）による暗号化から異
なる第２の暗号化キー（ＰＥＫ２）による暗号化にＰＩ
Ｎを変換する。

５、あるＰＩＮブロック・フォーマットから別のＰＩＮ
ブロック・フォーマットにＰＩＮを再フォ−マツト化す
る。ただし、ある変換は許可し、ある変換は拒否できる
ように制御機構を設ける。

６．１つまたは複数のアルゴリズムを用いてＰＩＮを検
証する（すなわち、平文の顧客入力ＰＩＮ及び平文のシ
ステム生成ＰＩＮを用いて比較を行なう）。

７、暗号化されたＰＩＮのデータベースを用いてＰＩＮ
を検証する（すなわち、暗号化された顧客入力ＰＩＮと
暗号化されたシステム記憶ＰＩＮを用いて比較を行なう
）。

ＰＩＮとキーの比較 ＰＩＮはいくつかの点でキーと異なっており、したがっ
てＰＩＮ管理はキー管理と異なる。

通常４桁のＰＩＮは、５６ビツトのキーよりも組合せの
数がはるかに少なくなる。その結果、ＰＩＮは特に辞書
攻撃を受けやすい。こうした攻撃では、システム・イン
ターフェース及び暗号命令が平文及び暗号化されたＰＩ
Ｎの辞書を構成するように操作される。ＰＩＮは単一の
ＰＩＮブロック・フォーマットで記憶され、固定したＰ
ＩＮ暗号化キーによって暗号化される。傍受した暗号化
されたＰＩＮを再フォ−マツト化し、同じＰＩＮ暗号化
キーによる暗号化に変換することもできる場合、辞書中
のその暗号化された値を見つけることにより、未知の平
文ＰＩＮの値を容易に導き出すことができる。４桁のＰ
ＩＮを用いる場合、こうした攻撃を実行するための処理
及び記憶要件は無視できる。しかし、キーは２”５８の
組合せがあるので、同じ種類の辞書攻撃を受けない。

ＰＩＮは、１６個の１０進数（または８バイト）から構
成されるＰＩＮブロックで記憶され変換される。いくつ
かのＰＩＮブロック・フォーマットが標準化され、ある
いは事実上標準となっている。

それには以下のものがある。

ＡＮＳＩ９．８ ＩＳＯフォーマット０ ＶＩＳＡフォーマット１（最下位口座番号）ＶＩＳＡフ
ォーマット４（最上位口座番号）ＩＢＭ　　４７３６ ＥＣＩ　　フォーマットｌ ｌ５Ｏフォーマット　Ｉ ＥＣＩ　　フォーマット４ ＶＩＳＡ　フォーマット２ ＶＩＳＡ　フォーマット３　　（ＰＩＮを４桁にしがで
きない） ＩＢＭ暗号化ＰＩＮハツト（４７０４ＥＰＰ）ＩＢＭ　
３６２４ ＩＢＭ　３６２１及び５９０６ ＥＣＩ　　フォーマット２ ＥＣＴ　フォーマット３ ＡＮＳＩ　９．８ｘ ＩＢ１４非暗号化ＰＩＮパッド ＤＩＥＢＯＬＤ、　　ＤＯＣＵ置、　　ＮＣＲＢＩＪＲ
ＲＯＵＧＨＳ ＰＩＮ処理の重要な部分は、ＰＩＮブロック作成、ある
ＰＩＮブロック・フォーマットかう別ノフォーマットへ
の再フォ−マツト化、及びＰＩＮ回復（ＰＩＮブロック
からＰＩＮを引き出すこと）からなる。一方、キーは常
に、５６個の独立したキー・ビットとパリティに使用で
きる８ビツトからなる６４ビツトとして記憶される。い
くつかのＰＩＮブロック・フォーマットを認識しなけれ
ばならないＰＩＮ管理とは異なり、キー管理は１つのフ
ォーマットだけでキーを処理する。

簡単に言うと、ＰＩＮはそれが検証されるために存在す
る。キーも検証可能であるが、キーが存在する主な理由
は、暗号手段によってデータ（及びキー）に機密性と保
全性を与えることである。

当業界で受け入れられているい（つかのＰＩＮＩ証アル
ゴリズムがＰＩＮの認証に利用できる。

ＰＩＮは、システムの入力点で（すなわち、ＰＩＨに関
連するトランザクションが要求されたとき）ＰＩＮメイ
ラを発行するために生成されるとき平文の形で現れる。

パーソナル・キーは、システムへの入力点で平文の形で
現れるが、システム・キーは導入時にだけ入力点で平文
の形で現れる。

すなわち、ＰＩＮとキーは管理方法が異なる。

ＰＩＮとデータの比較 ＰＩＮは、ＥＦＴ及びＰＯ８金融トランザクションの不
可欠の部分であり、発見されたＰＩＮを原因とする金銭
の損失に関する協定の各当事者に課される賠償責任を定
義する事前に締結された協定にもとづいて使用しなけれ
ばならない。したがって、−度暗号化されると、ＰＩＮ
は決して非暗号化されない。すべてのＰＩＮ検証は暗号
化されたＰＩＮで、または暗号機構の安全保護境界の内
部では平文のＰＩＮで実行される。

一方、データは送信側（装置またはアプリケーション・
プログラム）が暗号化し、受信側（装置またはアプリケ
−シロン）が非暗号化する。そうしないと、受け取った
データは使用できなくなる。

これが、ＰＩＮの管理とデータの管理の基本的な違いで
ある。

ＰＩＮ　　全保護とＰＩＮ処理 ＰＩＮはキーやデータとは異なるそれ自体の独自の安全
保護及び処理要件をもつことを認識することが重要であ
る。

オプションは、システム指定ＰＩＮにもユーザ指定ＰＩ
Ｎにも必要である。実施者が遵守しなければならないＰ
ＩＮブロック・フォーマットを定義する標準が存在する
。専用ＰＩＮ処理モードも存在する。平文及び暗号化さ
れたＰＩＮの辞書を累積できる電子速度攻撃を防ぐため
の特別の防御手段が必要である。

ＰＩＮを管理し処理するための新しい機器及び方法が、
ＰＩＮを管理し処理する従来の機器及び方法と互換性を
もつことが大切である。しかし、新しい機器は、従来の
機器との互換性を損なうことなく、より高いＰＩＮの安
全保護を提供できるものである。

様々なＰＩＮフォーマットを処理し、平文ＰＩＮインタ
ーフェースとの互換性をもたらすための従来技術の方法
は、安全保護、複雑性、使用可能性の点から不十分であ
った。ＰＩＮフォーマットの増大につれて、ＰＩＮフォ
ーマットを暗号分離のためにＰＩＮ暗号化キーに関連付
ける方法は扱いにくくなってきた。ＰＩＮ検証アルゴリ
ズムを暗号分離のためにＰＩＮ生成キーに関連付ける方
法も扱いにくくなってきた。ある暗号強度のＰＩＮフォ
ーマットからより小さな強度のＰＩＮフォーマットへの
変換を防止するためのＰＩＮフォーマット変換の制御が
不十分になってきた。平文ＰＩＮインターフェースを利
用する以前のシステムとの互換性は、平文ＰＩＮ入力に
よって平文及び暗号化されたＰＩＮの辞書が構築でき、
システムが攻撃にさらされる、同様の平文ＰＩＮインタ
ーフェースで溝たされていた。さらに、平文及び暗号化
ＰＩＮインターフェースを暗号分離する従来技術の方法
は、システムの複雑性及び使用可能性の点から不十分で
あった。従来技術の方法は、互換性要件を支援するＰＩ
Ｎ処理システムを構成するための柔軟で安全な方法を安
全保護管理者にもたらさない。

本発明の目的は、改良された暗号ＰＩＮ処理方法を提供
することである。

本発明の他の目的は、従来技術より柔軟性の大きな改良
された暗号ＰＩＮ処理方法を提供することである。

本発明の他の目的は、システム管理者が確立した安全保
護の方針に従って平文ＰＩＮインターフェースの使用を
制御する、改良された暗号ＰＩＮ処理方法を提供するこ
とである。

本発明の他の目的は、システム管理者が確立した安全保
護の方針に従っであるフォーマットから別のフォーマッ
トへのＰＩＮの変換を制限する、改良された暗号ＰＩＮ
処理方法を提供することである。

本発明の他の目的は、ＰＩＮ暗号化キーの記憶装置に、
選択されたＰＩＮブロック・フォーマットを暗号化する
許可を組み込む、改良された暗号ＰＩＮ処理方法を提供
することである。

本発明の他の目的は、ＰＩＮ生成キーの記憶装置に、選
択されたＰＩＮ検証アルゴリズムでそのキーを使用する
許可を組み込む、改良された暗号ＰＩＮ処理方法を提供
することである。

Ｃ３課題を解決するための手段 上記及びその他の目的、特長及び利点は、本明細書に開
示する発明によって実現される。暗号ＰＩＮ処理は、キ
ーの設定者（オリジネータ）が意図するキー使用の許可
を与える制御ベクトルをＰＩＮ生成（検証）キー及びＰ
ＩＮ暗号化キーと関連付けることにより改良された形で
達成される。

キー設定者は、安全保護管理者の制御下にあるローカル
暗号機構（ｃＦ）及びユーティリティ・プログラムでも
よく、上記の関連特許出願に記載されたキー管理方法を
使ってキーを配布する他のネットワーク・ノードでもよ
い。

制御ベクトルによって指定される使用のうちには、ＰＩ
Ｎの生成、検証、変換及びＰＩＮブロック作成などいく
つかのＰＩＮ処理命令と共に関連するキーを使用する許
可に対する制限も含まれる。

さらに、制御ベクトルは、（ＰＩＮ検証の場合など）平
文ＰＩＮ入力を処理するいくつかの命令の許可を制限す
ることができる。制御ベクトルは、特定のＰＩＮフォー
マットまたは特定の処理アルゴリズムへのＰＩＮ処理を
識別し、場合によっては制限する情報を含むことができ
る。

この制御ベクトルを導入することによって、フォーマッ
ト、用途及び処理許可をキーに結合する柔軟な方法が提
供される。システム管理者は、本発明に基づいて適切な
制御ベクトルを選択することにより、安全保護方針の実
施を変更する際に柔軟性を行使することができる。さら
に、安全保護管理者がいくつかのＰＩＮフォーマットの
変換を制限する方法が提供される。

この制御ベクトルを導入することによって、また平文及
び暗号化ＰＩＮ処理を分離し、ＰＩＮフォーマットを生
成キー及び暗号キーに結合することで改良された安全保
護レベルが提供される。

Ｄ、実施例 本明細書に開示された発明の基礎となる原理を全般的に
説明するために、上記のＳ、Ｍ、Ｍａｔｙａｓ等の関連
特許出願（ｂ）を参照する。

暗号ＰＩＮ処理は、キーの設定者ないしは創作者が意図
するキー使用の許可を与える制御ベクトルをＰＩＮ生成
（検証）キー及びＰＩＮ暗号キーと関連付けることによ
り、改良された形で達成される。設定者は、安全保護管
理者の制御下にあるローカル暗号機構（ｃＦ）及びユー
ティリティ・プログラムでもよく、上記の関連特許出願
に記載されたキー管理方法を使ってキーを配布する他の
ネットワーク・ノードでもよい。

制御ベクトルによって指定される使用のうちには、ＰＩ
Ｎの生成、検証、変換及びＰＩＮブロック作成などいく
つかのＰＩＮ処理命令と共に関連するキーを使用する許
可に対する制限も含まれる。

さらに、制御ベクトルは、（ＰＩＮ検証の場合など）平
文ＰＩＮ入力を処理するいくつかの命令の許可を制限す
ることができる。制御ベクトルは、特定（７）ＰＩＮフ
ォーマットまたは特定の処理アルゴリズムへのＰＩＮ処
理を識別し、場合によっては制限する情報を含むことが
できる。

この制御ベクトルを導入することによって、フォーマッ
ト、用途及び処理許可をキーに結合する柔軟な方法が提
供される。システム管理者は、本発明に基づいて適切な
制御ベクトルを選択することにより、安全保護方針の実
施を変更する際に柔軟性を行使することができる。さら
に、安全保護管理者がいくつかのＰＩＮフォーマットの
変換を制限する方法が提供される。

この制御ベクトルを導入することによって、平文及び暗
号化ＰＩＮ処理を分離し、ＰＩＮフォーマットを生成キ
ー及び暗号キーに結合することで改良された安全保護レ
ベルが提供される。

この制御ベクトルを導入することによって提供されるＰ
ＩＮ処理命令及び顕著な安全保護機能のいくつかを次に
示す。

１、ＰＩＮブロック作成 第８図に示したＰＩＮブロック作成（ｃＰＩＮＢ）命令
は、いくつかの可能なＰＩＮブロック・フォーマットの
１つでＰＩＮブロックを作成して、指定されたＰＩＮ暗
号化キーによりＰＩＮブロックを暗号化する。ＰＩＮブ
ロックは平文ＰＩＮ１及び必要ならばＣＰＩＮＢ命令に
入力として指定された他のユーザ指定データまたはシス
テム指定データから作成される。

２、ＩＢＭ３６２４ＰＩＮ生成 第９図に示したＰＩＮ生成（Ｇ　Ｐ　Ｉ　Ｎ）命令は、
生成されたＰＩＮからフォーマット化されたＰＩＮブロ
ックを、あるいは生成されたＰＩＮと措定された顧客選
択ＰＩＮからＰＩＮオフセットを作成する。ＧＰＩＮ命
令は、いくつかの可能なＰＩＮ生成アルゴリズムの１つ
によりＰＩＮを生成する。望ましいＰＩＮ生成アルゴリ
ズムは、ＧＰ■Ｎ命令へのパラメータ入力によって指定
する。各ＰＩＮ生成アルゴリズムは、共通の秘密ＰＩＮ
生成キー、及びＧＰＩＮ命令への入力として供給される
他のユーザ指定データ、システム指定データ及びアルゴ
リズム指定データからＰＩＮを生成する。

３、ＩＢＭ３８２４ＰＩＮ検証 第１０図に示したＰＩＮ検証（ＶＰＩＮ）命令は、指定
された入力ＰＩＮが内部で生成されたＰＩＮに等しいか
どうかを示す１（イエス）または０（ノー）を生成する
。ＶＰＩＮ命令は、入力ＰＩＮの平文モードと暗号モー
ドの両方を支援するが、これらのモードは、ＰＩＮ生成
キーの制御ベクトルによってさらに制限できる。入力Ｐ
ＩＮは常にフォーマット化され、ｖＰＩＮ命令によって
許可された許容ＰＩＮブロック・フォーマットに合致し
なければならない。暗号化されるとき、ＰＩＮブロック
は、ＰＩＮ暗号化キーを用いて暗号化される。内部で、
ＶＰＩＮ命令は、いくつかの可能なＰＩＮ生成／検証ア
ルゴリズムの１つを使ってＰＩＮを生成する。望ましい
ＰＩＮ生成／検証アルゴリズムは、ＶＰＩＮアルゴリズ
ムへのパラメータ入力によって指定子る。各ＰＩＮ生成
／検証アルゴリズムは、共通の秘密ＰＩＮ生成キー、及
びＶＰＩＮ命令に入力として供給される他のユーザ指定
データ、システム指定データ及びアルゴリズム指定デー
タからＰＩＮを生成する。

４、ＰＩＮ変換 第１１図に示したＰＩＮ変換（Ｐ　Ｉ　ＮＴ）命令は、
第１のＰＩＮ暗号化キーによって暗号化された入カフオ
ーマット化ＰＩＮブロックを第２のＰＩＮ暗号化キーに
よって再暗号化させ、または異なるＰＩＮブロック・フ
ォーマットに再フォ−マツト化させ、次いで同じＰＩＮ
暗号化キーによって暗号化させ、または異なるＰＩＮブ
ロック・フォーマットに再フォ−マツト化させ、次いで
第２のＰＩＮ暗号化キーによって再暗号化させる。

第１２図は、暗号機構をもつデータ処理システムの構成
図である。第１２図で、データ処理システム２は、暗号
機能アクセス・プログラムやアプリケーション・プログ
ラムなどのプログラムを実行する。これらのプログラム
は、制御ベクトルと関連する暗号キーを使ってＰＩＮ管
理のための暗号サービス要求を出力する。制御ベクトル
の一般フオーマットを第６図に示す。制御ベクトルは、
関連するキーがそ、の設定者によって実行を許される機
能を定義する。この暗号アーキテクチャの発明は、プロ
グラムが暗号キーのために要求するＰＩＮ処理機能がキ
ーの設定者によって許可されたかどうかを妥当性検査す
る装置と方法に関するものである。

第１２図に示すように、安全な境界６で特徴付けられる
暗号機構４はデータ処理システム２内に含まれ、または
それに関連付けられている。入出力経路８は安全境界６
を通過して、プログラムから暗号サービス要求、暗号キ
ー及びそれらの関連する制御ベクトルを受け取る。入出
力経路８は、暗号機構からのこうした暗号要求に対する
応答を出力する。安全境界６には、バス１２によって入
出力経路８に接続される暗号命令記憶装置１ｏが含まれ
る。制御ベクトル検証装置１４は、命令記憶装置１０に
接続され、暗号処理装置１６も命令記憶装置１０に接続
されている。主キー記憶装置１８は暗号処理装置１６に
接続されている。暗号機構４は、受け取ったサービス要
求に応答してＰＩＮ処理機能を実行するための安全な位
置を提供する。

暗号命令記憶装置１ｏは、入出力経路８を介して、暗号
キーによってＰＩＮ処理機能を実行することを求める暗
号サービス要求を受け取る。制御ベクトル検証装置１４
は、入出力経路８に接続された、暗号キーに関連する制
御ベクトルを受け取るための入力をもつ。制御ベクトル
検証装置１４は、また暗号命令記憶装置１０に接続され
た、制御信号を受け取って、制御ベクトルが暗号サービ
ス要求によって要求され、たキー管理機能を許可するか
どうかの検証を開始するための、入力をもつ。

制御ベクトル検証装置１４は、暗号処理装置１６の入力
に接続された、ＰＩＮ処理機能が許可され、暗号処理装
置１６が許可信号を受け取って、暗号キーによる要求さ
れたＰＩＮ処理機能の実行が開始したことを知らせるた
めの、許可出力２０をもつ。暗号キー記憶装置２２は、
入出力経路８を介して暗号機構４に接続されている。暗
号キー記憶装置２２は、暗号キーを暗号化された形で記
憶する。その際、暗号キーは、関連する制御ベクトルと
主キー記憶装置１８に記憶された主キーとの論理積であ
る記憶キーによつて暗号化される。

暗号キー記憶装置２２から暗号化されたキーを回復する
１例は、暗号命令記憶装置１０が入出力経路８を介して
、暗号キー記憶装置２２から暗号キーを回復することを
求める暗号サービス要求を受け取るときである。制御ベ
クトル検証装置１４は、次いでそれに応答して、暗号キ
ーを回復する機能が許可されたことを示す許可信号を線
２ｏを介して暗号処理装置１６に出方する。暗号処理装
置１６は、次いで線２ｏ上の許可信号に応答して動作し
、暗号キー記憶装置２２から暗号化された形の暗号キー
を受け取り、関連する制御ベクトルと主キー記憶装置１
８に記憶された主キーとの論理積である記憶キーによっ
て暗号化された形の暗号キーを非暗号化する。

記憶キーは、関連する制御ベクトルと主キー記憶装置１
８に記憶された主キーの排他的論理和の積である。この
論理積は好ましい実施例で排他的論理和演算であるが、
他の種類の論理演算でもよい。

関連する制御ベクトルは、その一般フオーマットを第６
図に示したが、暗号キー記憶装置２２に暗号化された形
の関連する暗号キーと共に記憶される。すべてのキーが
主キーによって暗号化された暗号記憶装置に記憶されて
いるので、均一なキーの暗号化及び暗号化されたキーの
非暗号化の方法が実行できる。

その一般フオーマットを第６図に示した関連する制御ベ
クトルは、キー管理機能、データ暗号化／非暗号化機能
及び個人識別番号（Ｐ　Ｉ　Ｎ）処理機能を含めて、許
可された種類の暗号機能を定義するフィールドを含む。

ＰＩＮ処理アプリケーションでは、ＰＩＮ処理機能の種
類がタイプ・フィールドで指定される。関連する制御ベ
クトルは、またキー及び関連する暗号化された情報の移
出（エキスポート）制御ならびにキー及び関連する暗号
化情報の用途を定義するための追加フィールドも含む。

本明細書では以下の略語等を使用する。

ＥＣＢ　　電子コード・ブック ＣＢＣ暗号ブロック連鎖 ＫＭ　　　１２８ビツト主キー ＫＥＫ　　１２８ビツト・キー暗号化キーＫ　　　　８
４ビツト・キー ＊Ｋ　　　　１２８ビツト・キー （＊）Ｋ　　６４または１２８ビツト・キーＫＤ　　　
８４ビツト・データ暗号化キーＫＫ　　　８４ビツト・
キー暗号化キー＊ＫＫ　　１２８ビツト・キー暗号化キ
ーＫＫｏ　　オフセット６４ビツト・キー暗号化キー：
ＫＫｏ　　オフセット６４ビツトまたは１２８ビツト・
キー暗号化キー （＊）　Ｋ　Ｋ　ｏオフセット６４ビットまたは１２８
ビツト・キー暗号化キー ：ＫＫＮＩ　　１２Ｂビット部分注釈キー暗号化キー＊
ＫＮ　　＊ＫＫＮＩ　ｏと等価の１２８ビツト注釈キー ｅｘ　　　ｅ４ビット制御ベクトル ＣｘＬ　　６４ビツト左制御ベクトル ＣｘＲ６４ビツト右制御ベクトル ＸＯＲまたはｘｏｒ　　　　排他的論理和演算ｏｒ　　
　論理和演算 Ｘ’Ｏ’　　１６進表記法 １１　　連結演算 ［Ｘコ　オプション・パラメータＸ ｎｏ　ｔ：　　不等号 Ｅまたはｅ　単一暗号化 りまたはｄ　単一非暗号化 ＥＤＥまたはｅｄｅ　　３重暗号化 ＤＥＤまたはｄｅｄ　　３重非暗号化 方程式　各命令の機能は数学的にＩＩ、Ｉ２゜Ｉ　３．
　　Ｉ　４．、、、−−−０１．０２゜０３、、、、の
形で示される。ただし、Ｉｆ、Ｉ２．Ｉ３は機能への入
力で、 ０１．０２，０３．、、、は機能からの出力である。

ＫＭ　、　Ｃｘ　　　　　　（にＭＬ　ＸＯＲＣｘ）Ｉ
ＨにＭＲＸＯＲＣｘ）　；ＫＭＹ　１１　ＫＭＸ ただし、ＫＭＬ　＝主キーＫＭの左６４ビツト、ＫＭＲ
＝主キーＫＭの右６４ビツト、 ＫＭＹ　＝　ＫＭＬ　ＸＯＲＣｘ ＫＭＸ　：ＫＭＲＸＯＲＣｘ ｅ：ＫＭ、ｃｘ（ｋｅｙ）　　ｅ＊ＫＭ、ｃｘ（ｋｅｙ
）　＝ｅＫＭＹ（ｄＫＭＸ（ｅＫＭＹ（ｋｅｙ））） ただし、ＫＭＹ　：ＫＭＬ　ＸＯＲＣｘＫＭＸ　　＝　
ＫＭＲＸＯＲＣｘ ｋｅｙ＝６４ビット・キー ５４ＫＥＫｎ、ＣＸ（ｋｅｙ）　　ｅ：にＥＫｎ、Ｃｘ
（ｋｅｙ）　　：ｅＫＥＫＹ（ｄＫＥＫＸ（ｅにＥＫＹ
（ｋｅｙ）） ただし、ＫＥＫＹ　＝ＫＥＫｎＬ　ＸＯＲＣｘＬＫＥＫ
Ｘ　　＝　ＫＥＫｎＲＸＯＲＣｘＲｋｅｙ　＝　６４ビ
ツト・キー ｅ＊ＫＭ、ｃｘＬ（ＫＥＫｎＬ）ｅ零ＫＭ、ｃｘＬ（Ｋ
ＥＫＬ）＝　ｅＫＭＹ）ｄＫＭＸ（ｅＫＭＹ（ＫＥＫｎ
Ｌ））） ただし、ＫＥＫＬ　＝　ＫＥにの左６４ビツトにＭＹ　
＝ＫＭＬ　ＸＯＲＣｘＬ ＫＭＸ　：ＫＭＲＸＯＲＣｘＬ ｅ零ＫＭ、ｃｘＲ（ＫＥＫｎＲ）ｅ零ＫＭ、ＣｘＲ（Ｋ
ＥＫＲ）　＝ｅＫＭＹ（ｄＫＭＸ（ｅＫＭＹ（ＫＥＫｎ
Ｒ））） ただし、ＫＥＫＲ＝　ＫＥＫの右６４ビツトＫＭＹ　＝
にＭＬ　ＸＯＲＣｘＲ ＫＭＸ　＝ＫＭＲＸＯＲＣｘＲ ｅ零ＫＥＫｏ（ｋｅｙ）　　　ｅ＊ＫＥＫｏ（ｋｅｙ）
　＝　ｅＫＥＫＬｏ（ｄＫＥＫＲｏ（ｅにＥＫＬｏ　（
ｋｅｙ）　）　） ただし、ＫＥＫＬｏ　＝ＫＥＫＬ　ＸＯＲｃｎｔｒＫＥ
ＫＲｏ　　＝　ＫＥＫＲＸＯＲｃｎｔｒｃｎｔｒ　＝　
ＫＥＫ用の明示６４ビツトのキー・メツセージ・カラ ンター ｋｅｙ　＝　６４ビツト・キー キーの暗号分離 キーはキーの種類及びキー用途といった属性に応じて本
発明により暗号分離される。

１、このアーキテクチャにより、暗号キーが規定され意
図された方式でしか使用できないことが保証される。

２、内部とリンク上の分離。キーは、内部で（すなわち
、暗号機構内で）制御ベクトルあるいは他の適切なまた
は同等な機能によって分離される。

リンク上では、キーは制御ベクトルを用いて分離される
。

３、ハードウェアとソフトウェアによる実施。ある暗号
分離はハードウェアで実施される。他の暗号分離はソフ
トウェアによって実施できる。

４、制御ベクトル・キー・タイプと互換性モード・キー
・タイプ。互換性モード・キー・タイプで安全保護が低
下しないように、この２つのクラスのキー・タイプの生
成、配布及び用途を支配する規則が課される。

５、本発明によって提供される必要・なキー分離のリス
トを以下に示す。

ａ）データの秘密性：　ＥＮＣＩＰＩＩＥＲからのＤＥ
ＣＩＰＨＥＲはメールボックスや、バロット、パスオン
などの公開キー・プロトコルを可能にする。

ｂ）　チー９ＭＡＣ：ＭＡＣＶＥＲから１７）ＭＡＣＧ
Ｅ）ｌは、支払いを許可する（電子署名と同じ）。

Ｃ）データＸＬＡＴＥ　：中間装置が暗号化データを非
暗号化できない安全な変換チャンネルが確立されるよう
にする。

ｄ）データＣＯＭＡＰＴ　：他のデータ・キーの安全保
護を低下させずに互換性モードを可能にする。

ｅ）データＡＮｓＩ　：　ＡＮＳＩＸ９．１？　キー管
理が、非ＡＮＳＩＸ０．１７キー管理と、どちらの安全
保護も失わずに共存できるようにする。

ｆ）キー暗号化キー：　ＫＥＫ受信者からのＫＥＫ送信
者ｇ）ＰＩＮキー：　ＰＩＮ暗号化キーからＰＩＮ生成
キーピン・キーの分離 分離の理由を以下に示す。

１、Ａ−ＰＩＮ生成キー：ＰＩＮ暗号化キーＰＩＮブロ
ックを有効ＩＤ値と等しくシ、次いでＰＩＮ暗号化キー
の代わりにＰＩＮ生成キーによって暗号化させることが
できる部内者が、ＰＩＮを露出することができる。

２、Ｂ−ＰＩＮ生成機能：ＰＩＮ暗号化機能ＰＩＮ生成
中に、ＰＩＮ暗号化属性は、平文ＰＩＮを生成すること
ができるＰＩＮ生成キーを、暗号化されたＰＩＮを常に
出力しなければならないものから分離できるようにする
。

３、Ｃ−ＰＩＮブロック生成及びＰＩＮ生成：ＰＩＮ再
フォーマット化、ＰＩＮ検証及びＰＩＮＸｌａｔｅ Ｐ−ＩＮキーを使ってＰＩＮを電子速度で作成し、また
はその他の方法でネットワークに「導入」することなく
、ＰＩＮ暗号化キーをＰＩＮ再フォーマット化、ＰＩＮ
検証、ＰＩＮ　　Ｘ１ａｔｅなどの日常的ＰＩＮ処理機
能と共に使用できるようにする。こうすると、直接非暗
号化することなしにＰＩＮを攻撃し回復するのに使用で
きる平文及び暗号化ＰＩＮの辞書を電子速度で収集する
ことが防止される。ＰＩＮがどこでいつどんな条件でシ
ステムに導入されるかについて厳格な制御を行なう必要
がある。

４、Ｄ−ＰＩＮブロック作成：ＰＩＮ生成ＰＩＮのネッ
トワークへの導入に対してより厳密な制御が行使できる
。ＰＩＮブロックを作成する必要のあるノードが、必ず
しもＰＩＮを生成する権利または必要をもつ必要はない
。

５、Ｅ−ＰＩＮ再フォーマット化及びＰＩＮ検証：ＰＩ
ＮＸｌａｔｅ ＰＩＮを変換する必要及び権利をもっノードが、必ずし
もＰＩＮを再フォ−マツト化または検証する権利または
必要をもつ必要はない。後の２つの機能を一緒に使うと
内部攻撃によってＰＩＮを徹底的に検討することができ
るが、ＰＩＮ　　Ｘｌａｔｅ機能をいくつかのノードが
使っても完全な処理機能が奪われることはない。

制御ベクトル 制御ベクトルの概念 制御ベクトルは、キーの用途を制御するための６４ビツ
トの秘密でない暗号変数である。暗号システムに対して
定義された各キーには、関連する制御ベクトルＣをもつ
。すなわち、キーと制御ベクトルとで集合（Ｋ、Ｃ）が
定義される。

各制御ベクトルはＣＶ　　ＴＹＰＥを指定する。

これは、キーがどのように使用されるかと、キーがその
リンクを介してどのように通信されるかを支配する規則
とを広範に定義する。キーは、データ・キー、送信者キ
ー暗号化キー、受信者キー暗号化キー、ＰＩＮ暗号化キ
ー、ＰＩＮ生成キー、中間ＩＣＶ１キ一部分またはトー
クンのどれでもよい。制御ベクトルの追加ビットは、ど
の暗号命令及びパラメータ入力でキーが動作するかを正
確に指定する。さらに、他のビットがキーの移出、すな
わち、キーが移出できるかどうかを制御する。

制御ベクトルは、特別の暗号機能を介してキーに暗号結
合される。たとえば、Ｋがキー記憶装置に記憶されてい
るとき、Ｋは制御ベクトルと主キーの排他的論理和を取
ることによって形成されるキーによって暗号化される。

すなわち、Ｋは集合（ｅＫＭ、Ｃ（Ｋ）、Ｃ）として記
憶される。ただし、ＫＭ、ＣはＫＭ　　ｘｏｒ　　Ｃを
示す、Ｋがリンクを介して（装置間で）送られるときに
は、同様の暗号化された形が使用される。この場合、主
キーＫＭの代わりにキー暗号化キーＫＥＫを使う。ただ
し、ＫＥＫは送信者と受信者の間で共用されるキーであ
る。すなわち、Ｋは集合（ｅＫＥＫ、Ｃ（Ｋ）、Ｃ）と
して送られる。このアーキテクチャは、制御ベクトルの
値が文脈から暗示的に定義される、または利用可能なキ
ー関連情報から再構築できる状況で、キーを用いて制御
ベクトルを記憶しまたは送ることを必要としない。

制御ベクトル（ｃ）が暗号化された形ｅＫＭ。

Ｃ（Ｋ）また゛はｅＫＥＫ、Ｃ（Ｋ）を介してキー（Ｋ
）に厳密に結合されているので、Ｃが正確に指定されな
い限り、明らかにＫをその暗号化された形から回復でき
ない。すなわち、集合（ＥＫＭ。

Ｃ（Ｋ）、Ｃ）が要求された暗号命令への入力として供
給される場合、暗号機構は、まずＣの供給値を検証して
、キーの要求された用途が許可されるかどうか判定する
。その後で始めて、Ｃを使ってｅＫＭ、Ｃ（Ｋ）を非暗
号化し、暗号機能の内部のＫの平文の値を回復する。誤
った値Ｃ＊が指定された場合、暗号機構が一時的にだま
されて、Ｃ＊を受け入れることがあるが、正しいＫが回
復されることはない。すなわち、Ｃの正しい値も指定さ
れない限り、ユーザがＫの正しい値を回復できる機会は
ない。したがって、この暗号原理が、アーキテクチャ全
体を構成するための基礎である。

追加の安全保護が必要に応じて適切な場所で提供される
。

制御ベクトルは、暗号キーの用途属性を定義する簡略な
データ構造である。制御ベクトルは暗号化処理を介して
キーに暗号結合されている。この処理は、制御ベクトル
が正しく指定された場合にだけ、キーが正しく非暗号化
できるものである（制御ベクトルの１つのビットが変化
しても、全く異なったキーが回復される）。

ＣＶ検査 制御ベクトルは、ＣＶ検査が最小限になるように設計さ
れている。制御ベクトル用途ビットは、各用途属性それ
自体が特定の用途を許可または拒否するように定義され
構成されている。すなわち、データ暗号化命令によって
データを暗号化する能力が、「データ／秘密性」をタイ
プ／サブタイプとする制御ベクトル内の単一の「暗号化
」ビットによって制御される。

すなわち、各用途属性は他のすべての用途属性から独立
して定義される。このため、各命令が、要求された機能
が必要とする用途属性だけを検査するようなＣｖ検査処
理が保証される。他のいくつかの属性が使用可能または
使用不能になるときにだけ用途属性が使用可能になる談
計は、ＣＶ検査が増加するので特に回避されている。２
つまたはそれ以上の制御ベクトル間の属性の何らかの相
互検査が必要であるが、最小限に抑えられている。

Ｃｖ検査を容易にし簡単にするために、各暗号命令に、
必要に応じて、パラメータとして命令に渡される１つま
たは複数のキーの指定された使用を宣言する「モード」
パラメータが、渡される。

すなわち、Ｃ■検査処理は、指定された「モード」に応
じて各制御ベクトルを検証する。これにより、一貫性を
確保するための制御ベクトル属性間のコストのかかる相
互検査が不要になる。この設計は、暗号命令が制御ベク
トルを生成しないという原理にも従っている。制御ベク
トルすべてがパラメータ入力として暗号命令に供給され
る。

可能な場合、同じ用途属性及びフィールド属性は、Ｃｖ
タイプがどうであれ、制御ベクトルの同じビット位置に
置かれる。このため、Ｃｖ検査が容易になる。たとえば
、用途ビットがデータ／秘密性ＣＶではｒＥＪと「Ｄ」
、データ／ｘｌａｔｅｃＶでは「Ｘ０ＵＴ」と「Ｘ工Ｎ
」である場合でさえ、暗号テキスト変換命令は、データ
／秘密性Ｃ■とデータ／ｘｌａｔｅｃＶで同じビット位
置に問い合わせる。

ＣＶ槽構 造般に、（フォーマット、フィールド及びビット指定を
含む）制御ベクトル構造は、ＣＶ検査を容易にして最小
限に抑え、同時に暗号の安全保護をもたらすように定義
される。ＣＶ槽構造、いわば設計過程で最大の自由度を
もつ変数である。

制御ベクトルには以下の設計オプションを使用した。

１、垂直分子ｆｌ二制御ベクトルは、類似のものによっ
て行なわれる分離とほぼ同様に、制御ベクトル構造内で
の垂直分離をもたらすｒＣＶタイプ」フィールドをもつ
。制御ベクトルのタイプは、直感によって定義され、従
来のキー用語及びキー管理に従う。

しかし、垂直分離は、ＣＡのもとて必要な場合にのみ実
施され、したがってアーキテクチャの単純さとＣ■検査
規則の理解の容易さが保証される。

まずＣＶ主タイプ（たとえば、データ・キー、キー暗号
化キー、ＰＩＮキー）の幅広いクラスを最初に定義し、
次いでＣｖタイプ内のＣ■サブタイプと用途属性を定義
することにより、ＣＶ検査規則を、「分割及び征服」式
探索が力づくの方法よりも効果的なのとほぼ同様に、最
適化することができる。

２、水平分離：制御ベクトルは、キーに関連する用途属
性（またはその他の暗号変数）を記録するためのデータ
構造として理想的である。ＣＡ内では、これは、キーを
入力として使用できるあらゆる暗号命令（または、複数
のキー・パラメータが関与する場合、命令内のキー・パ
ラメータ）に対するビットを制御ベクトル内で指定する
ことによって実施される。ビット値「１」は、キーの用
途がＣＦによって「使用可能」になることを示し、ビッ
ト値「０」は、キーの用途がＣＦによって「使用不能」
になることを示す。この形の制御ベクトルの構造化を水
平分離と呼ぶ。

３、コード化フィールド＝２つまたはそれ以上のビット
のフィールドが、安全保護上の理由からコード化される
ことがある。コード化フィールドは、個々のビットそれ
自体が意味をもたず、ビットが一緒になって１組の可能
な値を定義するという特性をもつ。コード化フィールド
は、−時に１つの値しかとれないので、相互に排他的な
事象を定義するという利点がある。コード化フィールド
は、ＣＶ検査が性能上必ずしも常に最適化されないとい
う潜在的な欠点をもつ。しかし、用途属性が、暗号攻撃
をもたらし、あるいは何らかの暗号の弱点を導入する、
不適切な組合せで混合できないようにするために、コー
ド化フィールドが必要となることがある。

４、非システ。ム生成キーからの保護：この制御ベクト
ルとキーを結合する方法は、ＣＶ検査が非システム生成
キーから（ＫＧＥＨまたはＧＫＳを用いて）システム生
成キーを検出できないようなものである。このため、ア
ーキテクチャ内部に、キー及び制御ベクトルを生成する
ための「裏口」方法が存在する。この方法は、「選択し
た」制御ベクトルとランダム数を定義することから成る
。このランダム数は、次いで選択された制御ベクトルを
用いてアーキテクチャのもとで記載された方式で暗号化
されたキーとして表される（ただし、この方法は、暗号
機構内で実際に回復されるキーを制御することはできな
い）。

いわゆる「裏口」キー生成方法は本来厄介なものである
が、追加の防御手段がアーキテクチャに取り入れられて
ない場合は、暗号攻撃が可能なことがある。この「裏口
」キー生成（−度だけ）を不要にするアーキテクチャを
定義するのは容易であるが、そうすれば、保証のない複
雑さと処理が追加して導入されることになる。より実際
的な方法はＣＡが後に続くものである。すなわち、「裏
口」キー生成の問題が、安全保護上の理由で必要な場合
にだけ回避される。すなわち、安全保護、複雑さ、性能
の間でうまくバランスをとる。「裏口」キー生成方法に
よって導入される暗号の弱点を回避する技法は以下の通
りである。

ａ）必要な場合、単一の制御ベクトル内の競合する用途
属性が２つの制御ベクトル間で分割される。

ＧＫＳ命令は、キ一対のいわゆる悪い組合せが生成され
ないように検証する。

ｂ）必要な場合、単一制御ベクトル内の競合する用途属
性が、単一のコード化フィールドに含められる。

Ｃ）最後の手段として、余分の冗長構成を使用して、Ｃ
Ｆがそれ自体のシステム生成キーを妥当性検査できるよ
うにする。

５、制御ベクトルの偶数パリティ：偶数パリティは制御
ベクトルで実施される。これにより、奇数パリティ・キ
ーと制御ベクトルの排他的論理和によって内部キーが奇
数パリティになることが保証される。したがって、内部
導出キーが奇数パリティかどうか検査する（こうした検
証が実施される場合）ハードウェアとの互換性が保証さ
れる。別の言い方をすると、ＣＡは、ハードウェアが内
部キーに対してこの奇数パリティを実施しないことを保
証できない。

６４ビツトの制御ベクトルに０ないし６３の番号が付け
である。最上位ビットは規約によりビット０である。６
４ビツト中で、８つのパリティ・ビットがある。

６、等価異形暗号（Ｖａｒｉａｎｔ）防止ビット：これ
は、等価異形暗号と制御ベクトルの間の暗号分離を保証
するものである。ノード内部の実施態様では、この両者
が混ざり合うことがさけられない場合がある。

７、上へのマツピングの回避二制御ベクトルの設計及び
暗号命令セットによる制御ベクトルの操作により、複数
の値をもつＣｖフィールドが単一の値にマツプされる事
例が回避される。安全保護が損われない場合、こうした
上へのマツピングの特定の事例が認められる（たとえば
、。ＬＣＶＡｌＦＲＭＫ及びＲＴＭＫ命令）。

ＰＩＮキーの制御ベクトルフォーマットＰＩＮキーは以
下のサブタイプに分けられる。

ａ）ＰＩＮ暗号化キー（ＰＥＫ） ＰＩＮを暗号化するのに使用されるキーである。

ｂ）ＰＩＮ生成キー（ＰＧＫ） ＰＩＮを生成するのに使用されるキーである。

ＰＧＫは、場合によっては、ＰＩＮを妥当性検査するの
に使用されるので、ＰＩＮ妥当性検査キーとも呼ばれる
。

ＰＩＮ暗号化キーの制御ベクトル 第６図を参照する。この図の各フィールド及びサブフィ
ールドの詳細な説明を以下に示す。

ＣＶ　　ＴＹＰＥ ＰＩＮ暗号化キー（ＰＥＫ）のＣＶタイプ＝Ｂ’０Ｏ１
００００’　　（主タイプ＝“ＰＩＮキー詐＝Ｂ’００
１０°、サブタイプ＝“ＰＩＮ暗号化キー゛′＝Ｂ’０
００°） ＥＸＰＯＲＴ　Ｃ０ＨＴＲＯＬ（移出制御）−コノフィ
ールトハ１ビットを占める。

ＥＸＰＯＲＴ　Ｃ０ＮＴＲ０Ｌ　＝　１　：このキーは
ＲＦＭＫによって移出できる。また、ＲＦＭＫ１ＲＦＭ
Ｋ１ＬＣＶＡ命令でこのビットをゼロにリセットできる
。

ＥＸＰＯＲＴ　Ｃ０ＮＴＲ０Ｌ＝Ｏ：このキーはＲＦＭ
Ｋによって移出できない。また、どの命令によっても１
に変更できない。

ＵＳＡＧＥ　（用途） ａ　）　ＣＲＥＡＴＥ　ＰＩＮＢＬＫ＝１ＣＲＥＡＴＥ
　ＰＩＨＢＬＫ＝１：　コノキーは、ＣＲＥＡＴＥ　Ｐ
ＩＮＢＬＯＣＫ命令のＰＩＮブロックを暗号化すること
ができる。

ＣＲＥＡＴＥ　ＰＩＮＰＢＬ＝Ｏ：このキーは、ＣＲＥ
ＡＴＥ　ＰＩＮＢＬＯＣに命令のＰＩＮブロックを暗号
化することができない。

ｂ　）　ＧＥＮＰＩＩＩ ＧＥＮＰＩＨ＝１　：このキーはＧＥＮＥＲＡＴＥ　Ｐ
ＩＮ命令の入力顧客ＰＩＮ（ｃＰＩＮ）を暗号化するこ
とができる。

ｃ　）　ＶＥＲＰＩＨ ＶＥＲＰＩＮ＝１　：　、：（７）＋−は、ＶＥＲＩＦ
Ｙ　ＰＩＮ命令に入力された暗号化ＰＩＮを非暗号化す
ることができる。

ＶＥＲＰＩＨ＝Ｏ：　コ（Ｄキーは、　ＶＥＲＩＦＹ　
ＰＩＮ命令に入力された暗号ＰＩＮを非暗号化すること
ができない。

ｄ）ＸＰＩＮイン ＸＰＩＮ　イア　＝１　：　コ（７）　＊−は、ＴＲＡ
ＮＳＬＡＴＥ　ＰＩＮ命令の暗号化された入力ＰＩＮを
非暗号化することができる。

ＸＰＩＮイア　”Ｏ：　コ１７）−１−一は、ＴＲＡＮ
ＳＬＡＴＥ　ＰＩＮ命令の暗号化された入力ＰＩＮを非
暗号化することができない。

ｅ　）　ＸＰＩＮアウト＝１：このキーは、ＴＲＡＨＳ
ＬＡＴＥ　ＰＩＮ命令の出力ＰＩＮを暗号化することが
できる。

ｘＰＩＨアウト＝Ｑ　：　コ１７）キーは、ＴＲＡＮＳ
ＬＡＴＥ　ＰＩＮ命令の出力ＰＩＮを暗号化することが
できない。

ＡＶ（等偏異形暗号防止） このフィールドは有効な制御ベクトルを等価異形暗号に
基づく暗号システムで使用される６４の事前設定した等
価異形暗号から区別する。８４の事前設定した等価異形
暗号のうちどの等価異形暗号の８バイトもすべて同じな
ので、制御ベクトルの少なくとも２つのバイトが同じで
ないようにＡＶフィールドの値を設定すると、有効な制
御ベクトルが事前定義した等価異形暗号から区別される
。

５ＯＦＴＷＡＲＥビツト このフィールドは、１２ビツトを占める。

ａ）ＣＶ　　　ＶＥＲ３ＩＯＮ このフィールドは、長さ６ビツトで、現在の制御ベクト
ル定義を将来の定義から区別するためにＣＦＡＰが使用
する。

ｂ）ソフトウェアで実施する用途 なし。このフィールドは、制御ベクトルが６４ビツト制
御ベクトルであるか、それとも６４ビツトより多い拡張
制御ベクトルであるかを示す。

ＲＥＳＥＲＶＥＤビット このフィールドは、システムの将来使用のためにに留保
されている。このフィールドの将来の使用を容易にする
ために、ハードウェアは、このフィールドの最後の１６
ビツトがすべてゼロであることを検査して確認しなけれ
ばならない。このフィールドの他のビットは検査しなく
てもよい。留保ビットのうち１バイト（パリティを含む
）は、特にＣｖ　タＴＹＰＥフィールドの将来の拡張用
に留保されている。

ＰＡＲＩ　ＴＹ このフィールドは、制御ベクトルのあらゆるバイトの最
後のビットから構成される。すべてのパリティ・ビット
は、そのバイトの前の７ビツトの偶数パリティである。

ＰＩＮ生成キーの制御ベクトル 第７図を参照する。この図の各フィールド及びサブフィ
ールドの詳細な説明を以下に示す。

ＣＶ　　ＴＹＰＥ ＰＩＮ生成キー（７）ＣＶ　ＴＹＰＥ＝Ｐ’００１００
００゜（主タイプ＝“ＰＩＮキー”＝Ｂ’００１０’、
サブタイプ＝“ＰＩＮ生成キー”：Ｂ’００１’）ＥＸ
ＰＯＲＴ　Ｃ０ＮＴＲ０Ｌ　（移出制御）ＥＸＰＯＲＴ
　Ｃ０ＮＴＲ０Ｌ　＝　１　：　、ｌ：、　ツキ−はＲ
ＦＭＫにヨッテ移出できる。また、ＲＦＭＫｌＲＴＭＫ
及びＬＣＶＡ命令でこのビットを０にリセットできる。

ＥＸＰＯＲＴ　Ｃ０ＮＴＲ０Ｌ　：Ｏ：　コ（Ｄキーは
ＲＦＭＫによッテ移出できない。また、どの命令によっ
ても１に変更できない。

ＵＳＡＧＥ　（用途） ａ　）ＧＥＮＰＩＮ このフィールドは２ピツトを占め、そのキーはＧＥＮＥ
ＲＡＴＥ　ＰＩＮ命令のＰＩＮまたはＰＩＮオフセット
を生成することができる条件を示す。

ＧＥＮＰＩＮ＝Ｂ’ＯＯ’　：　Ｐ　Ｉ　ＮまたはＰＩ
Ｎオフセットを生成することができない。

ＧＥＮＰＩＨ＝Ｂ’０１’　：平文のＰＩＮまたは平文
のＰＩＮオフセットを生成することができる。

ＧＥＨＰＩＨ＝Ｂ’ＩＯ’　：暗号化されたＰＩＮまた
は暗号化されたＰＩＮオフセットを生成することができ
る。ＧＥＮＰＩＨ＝８“１１゛：平文または暗号化ＰＩ
Ｎあるいは平文または暗号化ＰＩＮオフセットを生成す
ることができる。

ｂ　）　ＧＰＩＮ このビットは、顧客が選択したＰＩＮ（ｃＰＩＮ）を平
文ＰＩＮまたは暗号化ＰＩＮの形でＧＥＮＰＩＮ命令に
入力できるかどうかを示す。

ＧＰＩＮ＝Ｏ：平文または暗号化ＰＩＮが許される。

ＧＰＩＨ＝１：暗号化ＰＩＮだけが許される。

ｃ　）ＶＥＲＰＩＮ このビットは、キーをＰＩＮ妥当性検査キーとして使っ
てＶＥＲＩＦＹ　ＰＩＮ命令のＰＩＮを検査することが
できるかどうかを示す。

ＶＥＲＰＩＮ　＝ＣＰ　Ｉ　Ｎ　ノ検査に使用できる。

ＶＥＲＰＩＮ＝Ｏ：　Ｐ　Ｉ　Ｎ　１７）検査に使用で
きない。

ｄ　）　ＶＰＩＮ このビットは、ＶＥＲＩＦＹ　ＰＩＮ命令で検査される
ＰＩＮを平文ＰＩＮの形で命令に入力できるかそれとも
暗号化ＰＩＮの形かを示す。

ＶＰＩＨ＝０：平文または暗号化ＰＩＮが許される。

ＶＰＩＮ＝１：暗号化ＰＩＮだけが許される。

ＡＶ（等価異形暗号防止） ＰＩＮ暗号化キーの説明と同じ。

５ＯＦＴＷＡＲＥビツト このフィールドは１２ビツトを占める。

ａ）ＣＶ　　ＶＥＲ８Ｉ　０Ｎ ＰＩＮ暗号化キーの説明と同じ。

ｂ）ソフトウェアで実施する用途 なし ＥＸＴＥＭＳＩＯＮ　（拡張） ＰＩＮ暗号化キーの説明と同じ。

ＲＥＳＥＲＶＥＤビット ＰＩＮ暗号化キーの説明と同じ。

ＰＡＲＩＴＹビット ＰＩＮ暗号化キーの説明と同じ。

ＰＩＮ処理命令 ＰＩＮ処理命令を、以下の項に詳細に説明する。これら
の命令は、暗号機構の内部で実施されなければならない
。

ＰＩＮブロック作成ＣＰＩＮＢ 方程式： ％式％ ： ｅ：ＫＭ、ｃｌ（ＫＰＥ）　　ＫＰＥは、制御ベクトル
Ｃ１でＫＭによって３重暗号化された６４ビツト のＰＩＮ暗号化キーであり、入力ＰＩ Ｎを暗号化するのに使用される。

ＰＩＮ　　　　平文の１ないし１６の１０進数。

ｆｏｒ＋＋＋ａｔ−ｏｕｔ　　ピン・ブロックに使用さ
れるＰＩＮフォーマットを示す４ビツト・コード ００００：　Ｉ　８Ｍ３　Ｅ３２４フオーマツト０００
ＣＩ　８Ｍ３６２１フォーマット００１０：　Ａ　Ｎ　
Ｓ　Ｉフォーマット００１１：　４７０４フオーマツト
（暗号化キー・パッド） ０１００：Ｄｏｃｕｔｅｌ、　Ｄｉｅｂｏｌｄ、　ＮＣ
Ｒｏｌｏｌ：Ｂｕｒｒｏｕｇｈｓ ０１１０：　Ｉ　Ｓ　Ｏフォーマット ０１１１：未使用 ＩＸＸＸｎ未使用 ｐａｄ−ｉｎ　　これは入力埋込み文字で、Ｘ”Ｏｌな
いしＸ’　Ｆ”の４ビツト値で、ＰＩＮフォーマットに
応じてＰＩＮをフォー マット化するのに使用される。埋込み 文字及び埋め込む文字の数は、フォー マットの種類によって変わる。

５ｅｑ−ｉｎ　　２バイトの順序番号。ＰＩＮフォーマ
ットが１バイトの順序番号しか必要とし ない場合、５ｅｑ−１ｎの最下位バイトが使用される。

５ｅｑ−ｉｎはフォーマットにより必要なこともそうで
ないこともある。

ｐａｎ　　　　主口座番号の「最も右側の（最下位）」
１２桁を表す１２個の４ビツトの数字。

Ｐａｎはフォーマットに応じて必要なこともそうでない
こともある。

ａ−ｐｉｎ−１ｅｎ　　Ｃ１は入力ピン暗号化キーの制
御ベクトルである。化カニ ｅＫＰＥ（ＰＩＮ　ＢＬＯＣＫ−ピン暗号化キーＫＰＥ
によって暗号化されたフォーマット化された ＰＩＮ　　ブロック 説明：ＰＩＮブロック作成機能は、ＡＴＭまたは他の任
意のＰＩＮ入力装置で入力ＰＩＮ暗号化キーを用いて平
文ＰＩＮを暗号化するのに使用される。

平文ＰＩＮはその機能に入力される１−１６の１０進文
字である。ＰＩＮは、所与のｆｏｒｍａｔ−ｏｕｔタイ
プを用いてフォーマット化され、ＫＰＥキーで暗号化さ
れる。このフォーマット化されたＰＩＮは、検査ノード
または他の任意の中間ノードに安全に送ることができる
。

ＣＣ： １、動作成功 ２．０１無効。

３、動作失敗（エラー） 制御ベクトル検査： １、ＣＩの検査 ＣＶタイプ＝”ＰＩＨＫＥＹ／ＰＥＫ”ＰＩＮＢＬＫ用
途作成ピット＝１ 留保＝ｘ’ｏ’ ＩＢＭ３８２４ＰＩＮ生成（ＧＰＩＮ）方程式：　ｅ：
ＫＭ、ｃｌ　（ＫＰＧ、　［ｅ：ＫＭ、Ｃ２（にＤ）］
ｅ：ＫＭ、ｃ３（ＫＰＥ）　、ｏｕｔ−ｍｏｄｅ、ｅＫ
ＰＥ（ｃＰＩＮ、　［ＣＰＩＮ］ｄｅｃ−ｔａｂ、　ｖ
ａｌ−ｄａｔａ、　ａ−ｐｉｎ−ｆｅｎ、　ｐａｄ。

ｃｐｉｎ−ｍｏｄｅ、　ｃｌ、　［Ｃ２］、　Ｃ３−−
−ＰＩＮ　　　　　（Ｏｕｔ−ｍｏｄｅ二〇）−一−ｅ
ＫＤ（ＰＩＮ）　　　　　（Ｏｕｔ−ｍｏｄｅ＝ｏ）−
−−０ｆｆｓｅｔ　　　（Ｏｕｔ−ｍｏｄｅ＝２）−−
−ｅＫＤ（Ｏｆｆｓｅｔ）（Ｏｕｔ−ｍｏｄｅ＝３）入
カニ ｅ−：ＫＭ、Ｃ１（ＫＰＧ）　　ＫＰＧは、制御ベクト
ルＣ１でＫＭによって３重暗号化された６４ビツト のＰＩＮ生成キーである。

ｅ：ＫＭ、ｃ２（ＫＤ）　　ＫＤは、制御ベクトルＣ２
でＫＭによって３重暗号化された６４ビツト のデータ・キーであり、生成された ＰＩＮまたは生成されたオフセット を暗号化するために使用される。

ｏｕｔ−ｍｏｄｅ　　＝　１またはｏｕｔ−膳ｏｄｅ　
：３の場合、この任意選択のパラメータ を供給しなければならない。

ｅ＊ＫＭ、ｃ３（Ｋｆ’Ｅ）　　ＫＰＥは、制御ベクト
ルＣ２でＫＭによって３重暗号化された６４ビツト のピン暗号化キーであり、顧客ＰＩＮ を暗号化するために使用される。

ｏｕｔ−ｍｉｏｄｅ　　出力モードは必要な出力のフォ
ーマットを示す。

０：平文ＰＩＮ出力 １　：　ｅＫＤ　（ＰＩＮ） ２：オフセット ３　：　ｅＫＤ　（オフセット） ｅＫＰＥ（ｃＰＩＮ）　　ＣＰ　Ｉ　Ｎは６４ビツト（
１６個の１０進コード化数）の顧客が選択した ＰＩＮである。オフセットを生成す るために使用され、ＰＩＮ暗号化キー による顧客選択ＰＩＮの暗号化され り形である。その省略値は、この機 能への暗号化された顧客選択ＰＩＮ である（ｃＰＩＮはＩ　８Ｍ３８２４ フオーマツトでフォーマット化され たＰＩＮである）。

ＣＰＩＮ　　ＣＰ　Ｉ　Ｎハ平文の６４ビツト（１６の
１０進コード化数）の顧客が選択したＰＩ Ｎである。その機能にｃｐｉｎ−ｍｏｄｅ＝ｏが指定さ
れた場合、この任意選択の入力 を、供給しなければならない。平文の 顧客ＰＩＮは、ＰＩＮ生成キーがその 機能への平文ＰＩＮを認める場合にだ け認められる。平文顧客ＰＩＮは、既 存のシステム要件と互換性を保つため にＯＣＡによって認められる。

ｄｅｃ−ｔａｂ　　１０進化表は、ＰＩＮ生成処理で使
用される１６個の１０進数を表す、６ ４ビツトの平文人力である。

ｖａｌ−ｄａｔａ　　妥当性検査データは、埋込みを含
む６４ビツトの平文ユーザ・データである。

通常、これはユーザのＰＡＮとなる。

ａ−ｐｉｎ−ｆｅｎ　　ａ−ｐｉｎ−ｆｅｎは、生成さ
れたＰＩＮのどれだけの数字が顧客に割り当てられ るかを示す４ビツトの数（１−１８） であり、中間ＰＩＨの桁数を表す。

ｐａｄ　　これは埋込み文字で、Ｘ’Ａ’ないしＸ’Ｆ
’の４ビツトの値であり、ＩＢＭ３６２４Ｐ ＩＮフォーマットによってＰＩＮを フォーマット化するのに使用される。

０−１５個の埋込み文字（１６−ピ ン文字の数＝埋込み文字）が可能で ある。

ｃｐｉｎ−ｍｏｄｅ　　ｃｐｉｎ−ｍｏｄｅは、平文の
顧客ＰＩＮと暗号化された顧客ＰＩＮのどちらが機能 に渡されるのかを指定する。制御ベク トル検査は、平文ＰＩＮから暗号化 ＰＩＮの使用の安全保護を確保にす るために、ＰＩＮ生成キーで実施さ れる。

Ｏ：平文ＣＰＩＮ １：暗号化ＣＰＩＮ Ｃ１，Ｃ２，Ｃ３Ｃ１、Ｃ２、Ｃ３はそれぞれＫＰＧｌ
ＫＤ及びＫＰＥの制御ベクトルである。Ｃ２は、指定 された出力タイプが１または３である 場合に供給しなければならない任意 選択の制御ベクトルである。

出カニ ＰＩＩＩ　　　　　これは、ＩＢＭ３６２４フォーマッ
トによってフォーマット化された平 文の６４ビツトのＰＩＮ出力である。

埋込み及びフォーマット化はハード ウェア内部で実施される。

ｅＫＤ（ＰＩＮ）　　ｅＫＤ（ＰＩＮ）は、データ・キ
ーＫＤによって暗号化された６４ビツトのフォーマッ ト化されたＰＩＮである。データ非 暗号化命令を使って、ＰＩＮ郵送の ために他のノードでＰＩＮを非暗号 化する　ことができる。（安全なＰ Ｃを使って、これらの暗号化された ＰＩＮを非暗号化し郵送のために印 刷することができる。）ＰＩＮの非 暗号化は生成ノードでは認められな い。

オフセット　オフセットは、ＰＩＮがユーザによって選
択された場合に、ＰＩＮ検証処理 が使用する１−１６の１０進数を表す ６４ビツト・データである。オフセッ ト・データは、顧客が選択したＰＩ Ｎ（ｃＰＩＮという）と検査によっ て生成されるＰＩＮ（ＰＩＮという） の差を反映する。

説明：ＧＰＩＮ命令は、妥当性検査データからＩＢＭ３
６２４フオーマツトでフォーマット化されたＰＩＮ及び
ＰＩＮ生成キーを生成する。また、ＧＰＩＮ命令は、オ
フセットを生成するため顧客によって選択されたＰＩＮ
を受け入れることができる。顧客選択ＰＩＮは平文でも
暗号化した形でもよい。

ＰＩＮ出力は平文でも暗号化した形でよい。出力ＰＩＮ
は常に供給された埋込み文字を用いてフォーマット化さ
れる。平文出力はＰＩＮメイラを介して配布される平文
ＰＩＮを印刷するのに使用できる。暗号化されたＰＩＮ
またはオフセットは、ＰＩＮメイラ端末で非暗号化機能
を支援するために供給される。安全なＰＣは、ＰＩＮ及
びオフセットを非暗号化して顧客カードに印刷するのに
使用できる。

オフセット出力は、平文または暗号化した形である。オ
フセットは、他の情報に加えて、顧客のカードに書き込
まれる。オフセットは、ＣＰＩＮ（長さ＝１６）から中
間ＰＩＮ　（長さ＝指定ＰＩＮ長さ）を差し引くことに
よって生成される。ＣＰＩＮの埋込みは保持され、オフ
セットに伝播される。

注：ＰＩＮ生成キーとＰＩＮ検証キーは同じキーを指す
。機能におけるキーの用途に基づいて異なる名前が使用
される。

ＣＣ： １、動作成功 ２、ＣＬ　Ｃ２またはＣ３が無効。

３、埋込み文字無効 ４、顧客ＰＩＮ無効 ５．１０進化表無効 ６、動作失敗（エラー） 制御ベクトル検査： １、ｃｖタイプ＝″ＰＩＮ　ＫＥＹ／ＰＧＫ　”ｏｕｔ
−Ｉ！ｏｄｅ　＝　１または２の場合、ＧＥＨＰＩＮ＝
　’０１°または°１１°である。

ｏｕｔ−ｍｏｄｅ　＝　１または３の場合、ＧＥ）ｌＰ
ＩＮ＝’ｌＯ°または°１１°である。

ｃｐ　ｉｎ−ｍｏｄｅ　＝　Ｏの場合、ＥＰＩＮ＝０留
保＝ｘ’ｏ’ ２　、　（ｏｕｔ−＋＋＋ｏｄｅ　＝　１または３）の
場合、Ｃ２で検査ｃｖタイプ＝　”　ｄａｔａ／ｃｏｍ
ｐａｔｉｂｉｌｉｔｙ″またはｄａｔａ／ｐｒｉｖａｃ
ｙ″ Ｅ用途ビット＝１ Ｄ用途ビット二〇 ３　、　ｃｈｉｐ−ｍｏｄｅ：１の場合、Ｃ３で検査Ｃ
Ｖタイプ＝”ＰＩＮ　ＫＥＹ／ＰＥに”ＧＥＭ　ＰＩＮ
用途ビット＝１ １ＢＭ３８２４ＰＩＮ検証（ＶＰ　Ｉ　Ｎ）方程式： ％式％［ ： ｅ：ＫＭ、ｃｌ（ＫＰＶ）　　Ｋ　Ｐ　Ｖは、制御ベク
トルＣ１でＫＭによって３重暗号化された６４ビツトの
ＰＩＮ妥当性検査キーである。ＰＩＮ生成キー（ＫＰＧ
）及びＰＩＮ有効キー（ＫＰＶ）は、ＰＩＮを検証する
ための同じキーでなければならない。キー名ＫＰＶとＫ
ＰＧは表記だけに使用される。

ｅ：ＫＭ、Ｃ２（ＫＰＥ）　　Ｋ　Ｐ　Ｅは、制御ベク
トルＣ２でＫＭによって３重暗号化された６４ビツトの
ＰＩＮ暗号化キーである。

ｅＫＰＥ（ＰＩＮ）　　ｅＫＰＥ（ＰＩＮ）は、ＰＩＮ
入力保護キーによって暗号化された６４ビツトのフォー
マット化ＰＩＮである。ＰＩＮブロック作成を使って、
フォーマット化ＰＩＮを暗号化する。ＰＩＮはＩＢＭ３
６２４ フォーマットでフォーマット化された６４ビツトのＰＩ
Ｎで、ある。これは、ＰＩＮ機能を検証するための標準
入力である。

ＰＩ）Ｉ　　　　ＰＩＮは、平文フォーマットで８４ビ
ツト（１６個の１０進コード化数）の入力室されている
場合は、この任意選択の入力を、供給しなければならな
い。平文人力ＰＩＮは、ＰＩＮ検証キーがその機能への
平文ＰＩＮを認める場合にだけ認められる。平文人力Ｐ
ＩＮは既存のシステム要件と互換性を保つためにＯＣＡ
によって認められる。

ｄｅｃ−ｔａｂ　　１０進化表は、ＰＩＮ検証処理で使
用される１６個の１０進数を表す６４ビツトの平文人力
である。

ｖａｌ−ｄａｔａ　　有効データは、埋込みを含む。６
４ビツトのユーザ・データである。通常、それはユーザ
のＰＡＮとなる。

ａ−ｐｉｎ−ｆｅｎ　　ａ−ｐｉｎ−１ｅｎは、生成さ
れたＰＩＮのどれだけの数字が顧客に・割り当てられる
かを示す数（１−１８）である。これは中間ＰＩＮの桁
数である。

ｐ−ｃｈｋ−１ｅｎ　　ｐ−ｃｈｋ−ｆｅｎは、顧客に
割り当てられたＰＩＮのどれだけの数字が検証処理で検
証されるかを示す数（１−１６）である。

これらの数字は、中間ＰＩＮ及び顧客人力ＰＩＮから右
から左に選択される。

ｏｆｆｓｅｔ　　ｏｆｆｓｅｔは、ＰＩＮがユーザによ
って選択された場合にＰＩＮ検証処理によって使用され
る１−１６の１０進数を表す６４ビツトのデータである
。オフセット・デー夕は、顧客が選択したＰＩＮと妥当
性処理によって生成される中間ＰＩＮの差を反映する。

ｐｉｎ−ｍｏｄｅ　　ｐｉｎ−ｍｏｄｅは入力されたＰ
ＩＮが平文かそれとも暗号化されたものであるかを示す
。

０：平文 １：暗号化 Ｃ１，Ｃ２Ｃ１とＣ２Ｇ１　Ｋ　Ｐ　Ｖ　、！＝　Ｋ　
Ｐ　Ｅ用の制御ベクトルである。

出カニ　ＰＩＮ−０にまたはＰＩＮ−ＨＯＴ−ＯＫ説明
：ＶＰＩＮ命令は、妥当性検査データとＰＩＮ妥当性検
査キーからＩＢＭ３６２４フォーマットによってフォー
マット化されたＰＩＮを生成し、それを顧客人力ＰＩＮ
と比較する。顧客が入力したＰＩＮは、ＩＢＭ３Ｂ２４
フォーマットによってフォーマット化されたＰＩＮであ
り、平文でも暗号化された形でもよい。

ｐｉｎ−ｍｏｄｅは、＝入力ＰＩＮが平文かそれともＰ
ＩＮ暗号化キーによって暗号化された形かを示す。

平文ＰＩＮ入力は、ＰＩＮ検証キーが平文のＰＩＮ入力
を使用できる場合にだけ認められる。

オフセット入力は平文である。入力されたＰＩＮ及びオ
フセットは、ａ−ｐｉｎ−１ｅｎ　の長さに等しい最も
左側の数字だけを使って追加される（ＭＯＤｌｏ）。こ
の結果は、Ｐ−ｃｈｋ−ｆｅｎの長さに等しい最も右側
の数字だけを使って中間ＰＩＮと比較される。この機能
の出力は、上記のようなＰＩＮの比較結果に基づいてＹ
ＥＳまたはＮｏである。

ＣＣ： １、動作成功 ２、Ｃ１またはＣ２無効 ３、入力ＰＩＮ無効 ４．１０進化表無効 ５、動作失敗（エラー） 制御ベクトル検査： １、Ｃ１による検査 ＣＶタイプ＝″ＰＩＮ　ＫＥＹ／ＰＧＫ　”ＶＥＲＰＩ
Ｎ用途ヒツト＝１ ｐｉｎ−ｍｏｄｅ＝１の場合、ＥＰＩＨ＝１である。

留保＝ｘ’ｏ“ ２　、　ｐｉｎ−ｍｏｄｅ：］　の場合、Ｃ２による検
査ＣＶタイプ＝”ＰＩＮ　ＫＥＹ／ＰＥＫ”ＶＥＲＰＩ
Ｎ使用ヒツト＝１ 保留＝ｘ’ｏ’ ＰＩＮ変換（Ｐ　Ｉ　ＮＴ） 方程式： ％式％） ： ｅ＊ＫＭ、ｃｌ（ＫＰＥＩ）　　ＫＰＥＩ　は、制御ベ
クトルＣ１でＫＭによって３重暗号化された６４ビツト
＜７）ＰＩＮ暗号化キーであり、フォーマット化ＰＩＮ
入力を暗号化するのに使用される。

ｅ＊ＫＭ、Ｃ２（ＫＰＥ２）　　ＫＰＥ２は、制御ベク
トルｃ２でＫＭによって３重暗号化された任意選択の６
４ビットＰＩＮ暗号化キーであり、出力のために変換さ
れたＰＩＮを暗号化するのに使用される。ＫＰＥ２　は
、ＫＰＥＩに等しくても等しくなくてもよい。にＰＥ２
　が供給されない場合、ランダムに生成されたにＰＥ３
を使って変換されたＰＩＮを暗号化する。

ｅＫＰＥｌ　（ＰＩＮ）　　これは、ＫＰＥＩ　キーに
よって暗号化された６４ビツトのフォーマット化ＰＩＮ
である。

ｆｏｒａ＋ａｔ−ｉｎ　　これは、ＫＰＥＩ　キーによ
って暗号化された６４ビツトのフォーマット化ＰＩＮで
ある。

００００：　ＩＢＭ３６２４　フォーマット０００ＣＩ
ＢＭ３６２１　フォーマット００１０：　ＡＮＳＩ　フ
ォーマット ００１１：　４７０４フオーマツト（暗号化キー・パッ
ド） ０１０１：　Ｄｏｃｕｔｅｌ、　Ｄｉｅｂｏｌｄ、　Ｎ
ＣＲ０１０１：　　Ｂｕｒｒｏｕｇｈｓ ｏｌｌｏ：　ＩＳＯフォーマット ０１１Ｃ未使用 ｌＸＸＸｅ未使用 ｆｏｒｍａｔ−ｏｕｔ　　Ｐ　Ｉ　Ｎフォーマット出力
を示す４ビツト・コード ００００：　ＩＢＭ３６２４　フォーマット０００ＣＩ
Ｂ）１３６２１　フォーマット００１０：　ＡＮＳＩ　
フォーマット ｏｏｎ：　４７０４フオーマツト（暗号化キー・パッド
） ０１００：　Ｄｏｃｕｔｅｌ、　Ｄｉｅｂｏｌｄ、　Ｎ
ＣＲｏｌｏｌ：　Ｂｕｒｒｏｕｇｈｓ ０１１ＣＩＳＯフォーマット ｏｔｒｔ：未使用 ＩＸＸＸ：未使用 ｐａｄ−ｉｎ　　これは、入力埋込み文字で、Ｘ’Ｏ’
　ないしＸ’Ｆ’　（’）　４　ヒ−／　）値で、ＰＩ
Ｎフォーマットに応じてＰＩＮをフォーマット化するの
に使用される。埋込み文字及び埋め込む文字の数はフォ
ーマット出力の種類によって変わる。

ｐａｄ−ｏｕｔ　　これは、出力埋込み文字で、ｘ’ｏ
’　ないＬ　Ｘ’Ｆ’　（Ｄ４ヒｙ　ト値で、ＰＩＮフ
ォーマットに応じてＰＩＮをフォーマット化するのに使
用される。埋込み文字及び埋め込む文字の数はフォーマ
ット出力の種類によって変わる。

５ｅｑ−ｉｎ　　２バイトの順序番号。入力ＰＩＮフォ
ーマットが１バイトの順序番号しか必要としない場合、
５ｅｑ−ｉｎの最下位バイトが使用される。５ｅｑ−ｉ
ｎはｆｏｒｍａｔ−ｉｎに応じて必要なこともそうでな
いこともある。

５ｅｑ−ｏｕｔ　　２バイトの順序番号。出力ＰＩＮフ
ォーマットが１バイトの順序番号しか必要としない場合
、５ｅｑ−ｏｕｔの最下位バイトが使用されるｏ　５ｅ
ｑ−Ｏｕｊはｆｏｒｍａｔ−ｏｕｔに応じて必要なこと
もそうでないこともある。

ｐａｎ　　　主口座番号の「最も右側の」　（最下位）
１２桁を表す１２個の４ビツト数字。

Ｐａｎ　はフォーマットに応じて必要なこともそうでな
いこともある（検査数字は含まれない）。

ｋｐ２−ｍｏｄｅ　　ｋｐ２−ｍｏｄｅは、キー暗号化
キーが供給されるか、それとも安全にランダムに生成し
なければならないかを示す。ＫＰＥ２が供給されるとき
は、暗号化された形ｅ＊にＭ。

Ｃ２（ＫＰＥ２）で供給されるので、キーは暗号機構の
外部には平文で露出されてない。

０　：　ＫＰＥ２が供給する １：ＫＰＥ３をランダムに生成しなければならない。

ＫＰＥ３がランダムに生成されるときは、暗号機構でそ
れ栃生成しなければならず、再フォ−マツト化の組合せ
が可能なことになる。ＫＰＥ２が供給されるとき、実施
態様に依存する安全マツピング表に応じである種の変換
組合せを禁止しなければならない。下記の説明の所の注
を参照されたい。

Ｃ１，Ｃ２Ｃ１とＣ２はそれぞれＫＰＥ　１とＫＰＥ２
の制御ベクトルである。ＫＰＥ２は、ｋｐ２−ｍｏｄｅ
がｔ　Ｏｖまたは！１“かに応じて供給または出力され
る。Ｃ２は、 常に機能に供給される。

出カニ ｅＫＰＥ２（ＰＩＨ−Ｂｌｏｃｋ）　　ｅＫＰＥ２（Ｐ
ＩＮ　Ｂｌｏｃｋ）は、ＰＩＮ暗号化キーＫＰＥ２によ
って暗号化された６４ビツトの変換されたＰＩＮである
。ＰＩＮは、出カフオー辱ットの仕様に応じて変換され
る。

ｅＫＰｔＪ（ＰＩＮ　Ｂｌｏｃｋ）、　ｅ：ＫＭ、Ｃ２
（にＰＥ３）　　ｅＫＰＥ３（ＰＩＮ−Ｂ　１ｏｃｋ）
は、ＰＩＮ暗号化キーＫＰＥ３によって暗号化された６
４ビツトの変換されたＰＩＮである。ＰＩＮは出力フォ
ーマットの仕様に応じて変換される。ｅ：にＨ０Ｃ２（
にＰＥ３）は、ランダムに生成され制御ベクトルＣ２で
ＫＭによって３重暗号化されたキーＫＰＥ３である。

説明：ＰＩＮ変換（Ｐ　Ｉ　ＮＴ）機能は、暗号機構の
外部でＰＩＮが平文で現れることなく、あるＰＩＮブロ
ック・フォーマットから別のＰＩＮブロック・フォーマ
ットにＰＩＮを変換するために使用される。ＰＩＮはあ
るピン暗号化キーから別のピン暗号化キーに安全に変換
される。ＰＩＮブロック・フォーマットを第８図に示す
。

ＰＩＮ暗号化キーＫＰＥ　１、ＫＰＥ２は、同じでも異
なっていてもよい。同じである場合、入力パラメータｅ
：ＫＭ、ｃ１　（ＫＰＥＩ）ｅ：　とＫＭ、Ｃ２（ＫＰ
Ｅ２）　　は等しくなり、Ｃ１＝Ｃ２である。

注：　（ｆｏｒｍａｔ−ｉｎとｆｏｒ＋＊ａｔ−ｏｕｔ
によって選択された）ある種の再フォ−マツト化の組合
せは、暗号化ＰＩＮの安全保護を弱めることがある。不
正使用者が固定した出カキ−によって暗号化されたＰＩ
Ｎのすべてのフォーマットを生成することができる場合
、辞書攻撃が行なわれる。このため、ＫＰＥ２が出力で
指定されるときは、可能な組合せを制限しなければなら
ない。ここで提示する方法は、ｆｏｒｍａｔ−ｉｎ及び
ｆｏｒｍ＋ａｔ−ｏｕｔで指標を付けたビット入力の８
６８マツピング表を定義することである。指定した再フ
ォ−マツト化の組合せのビット入力は、その組合せが認
められる場合は°１″、そうでない場合はゼロに設定さ
れる。この表は、保全性を保って（すなわち、ＣＦ内で
）記憶またはアクセスしなければならない。

保全性を保ってこの表をロードする方法は、安全なフロ
ント・パネル・インターフェースを介してＣＦに取り付
けた携帯型キーバッドを用いるものである。キーバッド
は、フロント・パネルのキー交換機によって使用可能に
なる。物理キーは、委託された安全保護担当者が保管す
る。ＣＦはＬＯＡＤ　ＸＬＡＴＥ　ＡＵＴＩＩＯＲＩＴ
Ｙ　ＴＡＢＬＥなど１つまたは複数の命令を含むことが
できる。それらの命令は、物理キー交換機が使用可能位
置にあるかどうか検証し、次いでキーバッド・バッファ
の内容を内部表記憶位置に転送する。キー交換機が適切
な位置にない場合、命令は打ち切られ、当該のエラー・
コードが出る。物理キー交換機の代替手段は、安全保護
担当者が秘密のパスワードを入力することを必要とする
ものである。次いで、この命令は、パスワードを暗号で
検証してから内部表を更新する。

新しい表の内容をキーバッドなどの外部装置から入力す
る必要はない。安全性は劣るが、アプリケーション・プ
ログラムが、プログラミング・インターフェースを介し
てこの表をＣＦに渡すこともできる。しかし、その場合
も、転送は、物理キー交換機または担当者が入力するパ
スワードによって使用可能にすべきである。許可表をロ
ードするためにどの方法を選ぶかは実施者の責任である
。目標は、表をＣＦに安全にロードする手段を設けて、
無許可の機具による置換や修正を防止することである。

平文のＫＰＥ２が入力パラメータとして供給されるとき
は、この表がＰＩＮＴによって参照される。

一方、ＫＰＥ２が指定されない場合、ＫＰＥ３はランダ
ムに生成され、したがってそれを使って固定キーによっ
てＰＩＮを再フォ−マツト化することはできない。した
がって、ＫＰＥ３がランダムに生成される場合、組合せ
の制限は不要である。

どちらの場合でも、出力ＰＩＮは、ＰＩＮ検証機能への
入力として使用することもでき、他のノードに送ること
もできる。

ＣＣ： １、動作成功 ２、Ｃ１またはＣ２無効 ３、フォーマット無効 ４、動作失敗 制御ベクトル検査： １．０１による検査 ＣＶタイプ＝　”ＰＩＮ　ＫＥＹ／ＰＥＫ”ＰＩＮ　Ｘ
ＬＴ　ＩＮ用途ヒツト＝１ 留保＝ｘ”ｏ’ ２．０２による検査 ＣＶタイプ＝”ＰＩＮ　ＫＥＹ／ＰＥＫ″ＰＩＮ　ＸＬ
Ｔ　ＯＵＴ用途ヒツト＝１留保＝ｘ’ｏ” 標準及び定義 崖！ ＡＮＳＩ　Ｘ２．９２−１９８１　　ｒデータ暗号化７
）Ｌ／ゴリズム（Ｄａｔａ　Ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ　Ａ
ｌｇｏｒｉｔｈｍ）ＪＡＨＳＩ　Ｘｏ、１０６−１９８
３　　ｒ　Ｄ　Ｅ　Ａ動作モード（Ｍｏｄｅｓｏｆ　Ｄ
ＥＡ　０ｐｅｒａｔｉｏｎ）ＪＡＮＳＩ　Ｘ９．２−１
９８Ｘ　　ｒ金融機関相互間での借方及び貸方メツセー
ジ交換のためのメツセージ交換仕様（Ｉｎｔｅｒｃｈａ
ｎｇｅ　ＭｅｓｓａｇｅＳｐｅｃｉｆｉｃａｔｉｏｎ　
ｆｏｒ　Ｄｅｂｉｔ　ａｎｄ　ＣｒｅｄｉｔＭｅｓｓａ
ｇｅ　　Ｅｘｃｈａｎｇｅ　　ａｍｏｎｇ　　Ｆｉｎａ
ｎｃｉａｌＩｎｓｔｉｔｕｔｉｏｎｓ）　Ｊ　ｏこの標
準は、金融取引に関連する銀行カードによって発するメ
ツセージを専用システム間で交換するための共通インタ
ーフェースを指定する。メツセージの構造、フォーマッ
ト、内容、データ要素及びデータ要素の値をｔ断定する
。

ＡＮＳＩ　Ｘ９．８−１９８２　　ｒ米国個人識別番号
（ＰＩＮ）管理及び安全保護標準（Ａｍｅｒｉｃａｎ　
ＮａｔｉｏｎａｌＳｔａｎｄａｒｄ　ｆｏｒ　Ｐｅｒｓ
ｏｎａｌ　ＩｄｅｎｔｉｆｉｃａｔｉｏｎＮｕｍｂｅｒ
　（ＰＩＮ）　Ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ　ａｎｄ　５ｅｃ
ｕｒｉｔｙ）　Ｊ　。

この標準は、個人識別番号（ＰＩＮ）のライフ・サイク
ルの管理及び安全保護の標準及び指針を確定する。

ＡＨＳＩ　Ｘ９．９−１９８６　ｒ米国金融機関メツセ
ージ確認（卸売り）標準（Ａｍｅｒｉｃａｎ　Ｎａｔｉ
ｏｎａｌＳｔａｎｄａｒｄ　ｆｏｒ　Ｆｉｎａｎｃｉａ
ｌ　ＩｎｓｔｉｔｕｔｉｏｎＭｅｓｓａｇｅ　Ａｕｔｈ
ｅｎｔｉｃａｔｉｏｎ　（ｗｈｏｌｅｓａｌｅ）Ｊ　ｏ
この標準は、振替え（たとえば、電信振替え）、信用状
、証券転送、借款契約、外国為替契約などの金融メツセ
ージ（卸売り）を確認する方法を確定する。

ＡＮＳＩ　Ｘ９．１７−１９８５　　ｒ金融機関キー管
理（卸売り）（Ｆｉｎａｎｃｉａｌ　Ｉｎ５ｔｉｔｕｔ
ｉｏｎ　Ｋｅｙ　Ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ（Ｗｈｏｌｅｓ
ａｌｅ）　）　Ｊ　ｏこの標準は、確認及び暗号化の暗
号キーの生成、交換及び使用のための（プロトコルを含
む）方法を確定する。

ＡＮＳＩ　Ｘ９．１９−１９８Ｘ　　ｒ金融機関小売メ
ツセージ確認（Ｆｉｎａｎｃｉａｌ　Ｉｎ５ｔｉｔｕｔ
ｉｏｎ　ＲｅｔａｉｌＭｅｓｓａｇｅ　Ａｕｔｈｅｎｔ
ｉｃａｔｉｏｎ）　Ｊ　ｏこの標準は、小売取引用の金
融メツセージを確認する方法を確定する。

静ＳＩ　Ｘ９．２３−１９８Ｘ　　ｒ卸売り金融メツセ
ージの暗号化（Ｅｎｃｒｙｐｔｉｏｎ　ｏｆ　Ｗｈｏｌ
ｅｓａｌｅ　ＦｉｎａｎｃｉａｌＭｅｓｓａｇｅ）　Ｊ
。この標準は、機密を守るために卸売り金融メツセージ
を暗号化する方法を確定する。（たとえば、電信振替え
、信用状など） ＩＳＯＤＩＳ　８５８３　　ｒ銀行カードによって発さ
れるメツセージ−メツセージ交換仕様−金融取引の内容
（Ｂａｎｋ　Ｃａｒｄ　Ｏｒｉｇｉｎａｔｅｄ　Ｍｅｓ
ｓａｇｅｓ　−Ｉｎｔｅｒｃｈａｎｇｅ　Ｍｅｓｓａｇ
ｅ　５ｐｅｃｉｆｉｃａｔｉｏｎ　−Ｃｏｎｔｅｎｔ　
ｆｏｒ　Ｆｉｎａｎｃｉａｌ　Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ
ｓ）　Ｊ　。

この国際標準は、銀行カードによって発される金融取引
に関連するメツセージを専用システム間で交換するため
の共通インターフェースを指定する。メツセージの構造
、フォーマット、内容、データ要素及びその値を指定す
る。

ＩＳＯＤＩＳ　８７２０　　ｒメツセージ確認（Ｍｅｓ
ｓａｇｅＡｕｔｈｅｎｔｆｃａｔｉｏｎ）　Ｊ　。

ＩＳＯＤＰ　８７３０　　ｒ銀行業務−標準メツセージ
確認（卸売り）の要件（Ｂａｎｋｉｎｇ　−Ｒｅｑｕｉ
ｒｅｍｅｎｔｓｆｏｒ　５ｔａｎｄａｒｄ　Ｍｅｓｓａ
ｇｅ　Ａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎ（ｗｈｏｌｅｓａ
ｌｅ）　Ｊ　ｏこの国際標準は、メツセージ確認コード
（ＭＡＣ）によって金融機関の間でパスされるメツセー
ジの真正さを保護する技術を指定する。

ＩＳＯＤＰ　８７３１　　ｒ銀行業務−メッセージ確認
用アルゴリズム−第１部：ＤＥＳ−１アルゴリズム（Ｂ
ａｎｋｉｎｇ　−Ａｐｐｒｏｖｅｄ　Ａｌｇｏｒｉｔｈ
ｍｓ　ｆｏｒＭｅｓｓａｇｅ　Ａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔ
ｉｏｎ　−Ｐａｒｔ　１：ＤＥＳ−ＩＡｌｇｏｒｉｔｈ
ｍ）　Ｊ　、　ｌ５Ｏ８７３１の第１部は、メツセージ
確認コード（ＭＡＣ）の計算用の方法としてデータ暗号
化アルゴリズム（ＤＥＡ−１）を扱う。第２部は、他の
非ＤＥＡアルゴリズムである。

ｒｓＯＤＰ　８７３２　　ｒ銀行業務−卸売りキー管理
（Ｂａｎｋｉｎｇ　−Ｋｅｙ　Ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ　
１Ｊｈｏｌｅｓａｌｅ）　Ｊ　。

この国際標準は、卸売り金融取引の腔中に交換されるメ
ツセージの暗号化及び確認用のキー人力材料の管理方法
を指定する。

ＩＳＯＤＰ　９５４？　　ｒ個人識別番号管理及び安全
保護第１部−ＰＩＮ保護の原理及び技術（Ｐｅｒｓｏｎ
ａｌＩｄｅｎｔｉｆｉｃａｔｉｏｎ　　Ｎｕｍｂｅｒ　
　Ｍａｎａｇｅｍｅｎｔ　　ａｎｄＳｅｃｕｒｉｔｙ Ｐａｒｔ　　１　−　　ＰＩＮ　　Ｐｒｏｔｅｃｔｉｏ
ｎ　　Ｐｒ１ｎｃｉｐｌｅｓ　　ａｎｄＴｅｃｈｎｉｑ
ｕｅ）　Ｊ　ｏこの標準は、育効なＰＩＮ管理に必要な
最小の安全保護処置を指定する。

ＰＩＮデータを交換する標準手段が設けられる。

本発明の代替実施例では、平文キーを、暗号動作で即時
使用できるように暗号機構に記憶することができる。平
文キーは、たとえば暗号機構の第１図の作業用記憶装置
に記憶できる。

第１の方法では、各キーとそれに関連する制御ベクトル
は、暗号機構内ｔＤＲＡＭに１対の表示として記憶され
る。こうしたキー及び制御ベクトルはそれぞれ、使用す
る前に、権限を与えられたシステム担当者（たとえば、
安全保護担当役員）だけが利用できる特別の許可された
手順によって、暗号機構内で初期化される。主キーの初
期化に類似の手順（たとえば、物理キー活動化キー・交
換機を介して使用可能になる、フロント・パネル・イン
ターフェースに接続された携帯式キー人力装置による）
を、暗号機構内でキー及び制御ベクトルを初期化するた
めに容易に適合させることができるはずである。暗号機
構内のパラメータを初期化する方法は、当分野で周知で
ある。日常動作中に、特定のキーにアクセスするには、
まず関連する制御ベクトルにアクセスし、前述のように
制御ベクトル検査動作を実行して、提案されたキー使用
が認証されるようにする。認証が肯定の場合、対応する
キーがＲＡＭからアクセスされて、暗号機構内で意図さ
れた動作に使用される。

第２の方法では、（第１の方法と同様の）キー及び制御
ベクトルの対になった表示を記憶する代わりに、キーと
それに関連する制御ベクトルの排他的論理和の結果が暗
号機構内のＲＡＭに記憶され、キーと制御ベクトルが排
他的論理和されて、排他的論理和演算の結果が暗号機構
内のＲＡＭに記憶される。第１図に示したように、暗号
機構の初期化手順は、暗号機構の外部でキーと制御ベク
トルの排他的論理和演算を実行し、次いでキーと制御ベ
クトルを入力する手順と類似の手順を使って、その結果
をパラメータとして入力することに基づくものである。

別法として、キー及び制御ベクトルを、暗号機構内で排
他的論理和して、その結果を前と同様に記憶することも
できる。後で、次のようなキーにアクセスするステップ
を追跡することができる。特定のキーの使用を指定する
命令は、そのキーに関連する制御ベクトルをも命令のパ
ラメータとして供給しなければならない。提案されたキ
ー使用が認証されることを保証するため、制御ベクトル
を、まず制御ベクトル検査動作によって、前と同様に検
査する。認証が肯定の場合、暗号機構に記憶されたキー
と制御ベクトルの排他的論理和の結果にアクセスし、意
図する暗号動作で使用される平文キーを回復するため、
命令にパラメータとして供給された制御ベクトルと排他
的論理和する。詐欺が試みられ、すなわち、偽りの制御
ベクトルが命令中で指定された場合、回復されたキーの
平文の値が正しくない（すなわち、正しいキー値ではな
い）ことがわかる。暗号命令は、こうした制御ベクトル
の詐取の結果正しくないキー値が生成されたときは、有
用な出力が得られないように設計されている。第２の方
法では、キーＫを記憶する好ましい形は、キーとその制
御ベクトルの間の結合関数Ｆとして排他的論理和を使用
して、結果を形成することであり、逆結合関数１”−１
は、制御ベクトルとの積の排他的論理和である。しかし
、他の結合関数Ｆとその逆関数Ｆ−１の方がより適切と
なる特定の応用例もあり得る。

たとえば、より大きな安全保護が必要な適用例ではたと
えば、キーＫがその制御ベクトルＣによって暗号化され
てｅＣ（Ｋ）　を形成する暗号化変形としてＦを定義す
ることができ、逆変形はたとえば、ｅＣ（に）がＣによ
って非暗号化される非暗号化関数である。

Ｅ１発明の詳細 な説明したように本発明によれば、制御ベクトルによっ
てフォーマット、用途及び処理許可をキー結合する柔軟
な方法が提供される。システム管理者は本発明に基づい
て適切な制御ベクトルを選択することにより、安全保護
方針の実施を変更する際に柔軟性を行使することができ
る。さらに、安全保護管理者がいくつかのＰＩＮフォー
マットの交換を制限する方法が提供される。

【図面の簡単な説明】

第１図は、交換を支援するＥＦＴネットワーク構成の概
略図である。 第２図は、ＥＦＴネットワークのＰＩＮ処理トランザク
ション（暗号化なし）の説明図である。 第３図は、ＥＦＴネットワークのＰＩＮ処理トランザク
ション（暗号化あり）の説明図である。 第４図は、顧客が選択したＰＩＮをＰＩＮ生成（または
カード発行）システムに入力するための２つの方法の説
明図である。 第５図は、カード発行者用のＰＩＮ生成システムの概略
図である。ＰＩＮオフセット、ＰＡＮ及びその他のデー
タがローカルまたは遠隔ステージーンで新しい銀行カー
ドに書き込まれる。ＰＩＮはローカルまたは遠隔印刷装
置ステージーンで安全なＰＩＮメイラ上に印刷される。 第６図は、ＰＩＮ暗号化キー用の制御ベクトル・フォー
マットを示す図である。 第７図は、ＰＩＮ生成キー用の制御ベクトル・フォーマ
ットを示す図である。 第８図は、ＰＩＮブロック作成命令の構成図である。 第９図は、ＩＢＭ３６２４ＰＩＮ生成命令の構成図であ
る。 第１０図は、ＩＢＭ３８２４ＰＩＮ検証命令の構成図で
ある。 第１１図は、ＰＩＮ変換命令の構成図である。 第１２図は、暗号機構をもつデータ処理システムの構成
図である。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 制御ベクトルに関連付けられる暗号キーの管理のための
   暗号サービス要求を出力するプログラムを実行するデー
   タ処理システムにおいて上記プログラムによって暗号キ
   ーについて要求された個人識別番号処理機能がキーの設
   定者によって許可されたことを検証する方法であって、 （ａ）安全境界によって特徴付けられる暗号機構におい
   て暗号キーについて個人識別番号処理機能を遂行するた
   めの暗号サービス要求を受け取るステップと、 （ｂ）上記暗号キーに関連する制御ベクトルを受け取っ
   て該制御ベクトルが上記暗号サービス要求によって要求
   された個人識別番号処理機能を許可することを検査する
   ステップと、 （ｃ）上記個人識別番号処理機能が許可されたことを知
   らせて要求された個人識別番号処理機能の実行を開始す
   るステップと、 を有する個人識別番号処理方法。