JPS5821740B2 - Ｉｄカ−ドの不正使用防止方法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 対話型ターミナルの分野において、遠隔ターミナルを使
用している客先が実際に当人かどうかを。

ある精度で確認することがしばしば望まれる。

この目的のため１こＩＤカード（１ｄｅｎｔｉｆｉｃａ
ｔｉｏｎｃａｒｄ ）やクレジット・カードが用いられ
ている。

しかしＩＤカードが盗難１こ会えば、この身元確認方法
は不正確１こなる。

ＩＤカードを提示した人物が当人であることを確認する
ため１こ、指紋、声紋。

署名、顔の特徴及び人体の音響伝達関数の解析といった
多くの風質わりな技法が提案されている。

最も一般的な方法は、ＩＤカードを使おうとする人が身
元確認のための暗黒番号（ｐｅｒｓｏｎａｌｉｄｅｎｔ
ｉｆｉｃａｔｉｏｎ ｎｕｍｂｅｒ、以下ＰＩＮと言う
）を記憶していて当人であることの証明のためＩｎ Ｉ
Ｄカード１こ加えてそれを提示することである。

もしＰＩＮがターミナル１こおいて確認されるべきなら
ば、ＰＩＮＩこあるアルゴリズムに基づいた処理を行な
ってＩＤカードの磁気ストライプ１こ記憶されていた銀
行預金口座番号や運転免許証番号等の番号に関係付けて
もよい。

即ちＰＩＮは、ある方式で暗号化し各カードの磁気スト
ライプ１こ記憶させておいてもよい。

もしターミナルにおいて充分な記憶容量が使用できるな
らば、テーブルを設けて、ＰＩＮがＩＤカード上の数字
と数学的Ｑこ無関係１こなり従ってカードからのＰＩＮ
の決定が不可能１こなるよう１こしてもよい。

ターミナルが各口座番号の加入者のテーブルを持つ１こ
は不十分な記憶容量しか持たない１例えば現金自動支払
機などの場合、そして且っＰＩＮがカード上ｆこ暗号化
されない場合、カードの口座番号と客先の示したＰＩＮ
とが確認のため壷こ上位計算機−こ伝送されることが必
要である。

通信線を盗聴することＩこより又は上位計算機の確認プ
ロセスｌこアクセスすることによって口座番号１こ伴な
うＰＩＮを知ろうとする試みを打破するために１種々の
暗号化方式が提案されている。

例えば現金自動支払ターミナルは次のステップ−こ従っ
て動作する論理ハードウェア又はマイクロプログラムを
有することができる。

け）ターミナルの使用を望む客先は、アメリカ銀行協会
（ＡＢＡ）規格）こ従って磁気的に符号化された口座番
号及び身元確認情報を有するＩＤカードを挿入する。

次蚤こ客先はキーボードを通じてＰＩＮ並び１こ必要な
金額等の取引き情報を入力する。

（２）ターミナル論理は、第１の暗号化キーＡと全米標
準局（ＮＢＳ）アルゴリズム等のアルゴリズムを用いて
口座番号を暗号化し、ＰＩＮと比較される結果を得る。

一致が得られない時は。カードが客先１こ戻されたり又
はターミナル内１こ保持されたりすることが選択的１こ
行なわれる。

（３）一致が確認された場合、ＰＩＮは銀行暗号化キー
Ｂを用いて暗号化される。

このキーは第１の暗号化キーＡと同一であってもよい。

暗号化されたＰＩＮは、同一の情報フィールドが繰り返
し伝送されることを防ぐため１こ１時間的に可変な情報
例えば順次取引番号もしくはターミナル内の現金の額と
結合されてから、再び伝送キーＣを用いて暗号化され、
上位計算機へメツセージとして伝送される（２重暗号化
されたと考えられる）。

（４）上位計算機でそのメツセージを受信すると。

銀行１こよって作成されたアプリケーション・プログラ
ムは伝送キーＣを用いてメツセージを解読する。

暗号化されたＰＩＮは、取引が処理される口座番号に関
して上位計算機データ・ベース内１こ貯えられている暗
号化されたＰＩＮと比較される。

また信用限度や他の口座状況の情報も同様蚤こチェック
される。

（５）暗号化されたＰＩＮが取引の行なわれる口座ＩＣ
関して配憶されていた暗号化されたＰＩＮと一致し１口
座の状況が問題がなければ、ターミナルから受信した現
金の額等の時間的ｆこ可変デーダ取引認可１表示メツセ
ージ等を含む応答メツセージが伝送キーＣを用いて暗号
化され、現金自動支払機３こ送られるっ （６）現金自動支払機で受信された応答メツセージは伝
送キーＣを用いて解読され１時間的１こ可変なデータは
エラーをチェックするため１こ質問メツセージの時間的
１こ可変なデータ・フィールドと比較される。

メツセージが正しければ、ターミナルは、現金の支払や
メツセージの表示等の指令動作を実行する。

（力 次をこターミナル）ハ、増引の実行又は取消及び
ターミナル１こおけるエラー状態を上位計算機１こ知ら
せるための状況メツセージを発生する。

上述の先行技術の動作方法の例は１通信リンクを盗聴し
ている人物からＰＩＮ及び口座番号を隠すため−こ２重
の暗号化と時間的に変化するメツセージ・データ内容と
を使用し、上位データ・べ一ス中の各口座番号１こ関す
るＰＩＮを隠すため１こ１重の暗号化を使用する。

データ交換を行なう場合、現金自動支払機が異なった会
社の製品であって、異なった銀行１こより操作される時
、カードを発行する銀行も、異なった銀行の計算機が通
信を行なえるよう１こ、取引している銀行の伝送キーＣ
を知っていなければならない。

その場合ＰＩＮは１重の暗号化でしか保護されないし、
伝送中１こ時間的１こ変化するメツセージ・データ内容
１こよっても保護されないかも知れない。

ＰＩＮが２重暗号化形式で伝送できるよう１こ銀行キー
Ｂが同じく分配されていないならば。

ＰＩＮは分配されている伝送キーＣを用いて解読された
後は上位計算機１こおいて全く保護されないかもしれな
い。

更１こ銀行キーＢが仮１こも知られてしまうと口座番号
及びＰＩＮの関係の全データ・ベースが上位計算機デー
タ・ベース１こおいて犯罪者１こ利用可能なものとなる
であろうし１通信リンクからテーブルの内容を窃取され
てしまうかもしれない。

すべての既知の先行技術は口座番号とＰＩＮとの完全な
関係の情報をカード上又は計算機中のいずれか１こ有し
ている。

例えば米国特許第３６６２３４２号及び第３６６５１６
２号はＰＩＮと比較するためのカード上のスクランブル
もしくは暗号化された情報と可変キーという概念を教え
ているが１両者とも口座番号とＰＩＮとの関係付け１こ
必要なすべての情報がカード上１こ記録されていること
を必要とし、これが弱点である。

ＩＤカードもしくはクレジット・カードと記憶している
ＰＩＮのような特有の情報とを提示してターミナルを使
用しようとする人物が当人であることを確認するための
本発明の方法は１口座番号をＰＩＮ）こ関係付けるの１
こ必要な情報が、ターミナル・システムのいかなるアク
セス可能な場所１こおいても、その一部しか知り得ない
という点で先行技術以上の利点を有している。

特有の情報の他の型のものとしては１例えばディジタル
化された指紋、声紋、身長／体重／髪の色、又は使用者
１こ関係したその他の情報等がある。

ＩＤカード、伝送リンク、又は上位計算機のいずれも、
システムのこれらの場所の一つのアクセスした人物が完
全に口座番号と特有の情報とを関係付ける１こは不十分
な情報しか持たない。

本発明の良好な一実施例（こおいて、暗号化されたＰＩ
Ｎの一部がＩＤカード上に言己録され、暗号化されたＰ
ＩＮの残りの部分が上位計算機１こ記録される。

従って犯罪者がＩＤカード又は上位計算機のデータ・ベ
ースのいずれか１こアクセスしたとしても１口座番号と
ＰＩＮとの関係の一部しか明らか１こならないであろう
。

本発明の付加的な安全保証方法は可変個人暗号化キーの
使用である。

個人キーの使用は銀行暗号化キーＢの必要性を摩り除く
。

従って本発明の目的は、対話型ターミナル・システム１
こおける安全性を充分沓こ改善することである。

本発明のより具体的な目的は、ターミナル、システムの
アクセス可能な場所の任意の一つ］こおいて１口座番号
を特有の情報（例えばＰＩＮ）＋こ関係付けるの１こ必
要な情報の一部しか得られないような身元確認方法を与
えることである。

本発明のより具体的な目的は１個人情報の記録のために
ＩＤカード上に暗号化キーを与え、それｆこよって上位
データ・ベースへの犯罪者の不法なアクセス１こよる清
洗の暴露を大きく減少させることである。

第１図はターミナル・システムの概要を示している。

ＩＤカード１０は１本発明１こ従ってＰＩＮと口座番号
とを関係付ける情報の一部しか保持していない。

管理用ターミナル２０は左上１こ示される。

管理用ターミナル２０は主音こカード発行会社の従業員
ｌこよって１口座番号とＰＩＮとを関係付ける情報を初
期設定するの１こ使用される。

その情報の一部はカード１０１こＥＰＩＮＩとして記録
され、他の部分は上位計算機３０のデータ・ベース１こ
ＥＰＩＮ２として記録される。

ＥＰＩＮＩとＥＰＩＮ２は当然、暗号化されたＰＩＮの
最初の部分及び２番目の部分１こそれぞれ関係している
。

ターミナル２０と照会ターミナル４０は、交換回線もし
くは専用回線の標準的な通信リンクで計算機３０１こ接
続される。

この良好な実施例ではＩＤカード１０は３つの磁気記録
トラックを持つ。

最初の２つのトラック１１及び１２は例えば国際航空運
送協会（ＩＡＴＡ）やアメリカ銀行協力の規格１こ従っ
てもよい。

３番目のトラ゛ンク１３はターミナル２０１こよって作
られた読取り／書込みトラックであって、各取引の間１
こターミナル４０］こよって更新することができる。

ターミナル２０＃こよって作られた時３番目のトラック
１３は１例えば口座番号、預金残高、及びカード使用情
報等の銀行もしくはカード発行会社の計算機のデータ・
ベースの補助なし１こ限られた増列を行なう上で役をこ
立つ情報を含んでいる。

そのような限られたを引１まローカルのフレキシブル・
ディスクもしくはテープ４２督こログされる。

更１こ、この良好な実施例におＶ）では、３番目のトラ
ック１３は前述の部分的な暗号化結果ＥＰＩＮ１フィー
ルド及び更ｆこ安全性を増大させるため擾こＲＫＥＹフ
ィールドを含んでいる。

ＲＫＥＹは。ＰＩＮを暗号化するため１こターミナル２
０又は４０の暗号化アルゴリズムで使用される変更可能
な乱数キーである。

ターミナル２０又は４０で用いられるアルゴリズムは、
ターミナル・システムの通常動作時１こおいてＰＩＮの
暗号化しか必要とされないので、真）こ非可逆的なアル
ゴリズムであってよいこと％Ｃ注意する。

ターミナル・システムの通常動作時（こＥＰＩＮ４やＥ
ＰＩＮ２の解読は必要とされない。

理論上は、真１こ非可逆的なアルゴリズムの使用は、た
とえ口座番号、暗号化キー及び暗号化されたＰＩＮの全
部が同時１こ入手できたとしても、ＰＩＮを知ることを
不可能１こする。

しかし本発明の原理は、システムの任意のアクセス可能
場所において暗号化されたＰＩＮの一部しか入手できず
、そのため真１こ非可逆的なアルゴリズムが利用できな
くても安全性が損なわれない事である。

第２図１こターミナル２０及び４０の内部論理のブロッ
ク図が示される。

ターミナル２０及び４０（Ｌ各々、キーボード（ＫＢＤ
）１０１．磁気ストライプ読則り及び符号化装置（以下
ＭＳＲ／Ｅと言う）１０９．そしてモデム１０５及び通
信制御論理１０１を含む通信インタフェースを有する。

モデム１０５と通信制御論理１０１との間のインタフェ
ースはＲ８２３２規格１こ従う。

上記の入出力装置ｆこ加えて、各ターーミナルは、ター
ミナルが上位計算機とオフラインの場合−こ行なった限
られた増列昏こ関するデータをログするためのフレキシ
ブル・ディスクもしくはテープ記憶装置４２及びその制
御論理１１１を有していてよい。

更１こ、各ターミナルは、上位計算機からの複雑なメツ
セージを印刷したり、領収書、売渡し証書等の増列のバ
ード・コピー記録を与えたりするための印刷装置１１３
を有してもよい。

上記入出力装置１こ加えて、ＰＩＮを暗号化してＥＰＩ
ＮＩ及びＥＰＩＮ ２を作るためのデータ暗号化規格暗
号化装置１１５が設けられる。

上記装置の各々の間のデータ・インタフェースは、記憶
装置１１７及びそれ１こ含まれる記憶装置入力母線１１
４（以下ＳＢＩと言う）と記憶装置出力母線１１６（以
下ＳＢＯと言う）ｆこよって与えられる。

同様１こ記憶装置を含む上記装置の各々の間の制御イン
タフェースを与えるため督こ、制御論理装置１１９が設
けられ１機械の動作を制御する。

制御論理装置１１９は低価格の装置、好ましくは１もし
くは２以上のプログラム可能論理アレイ等のハードウェ
アさして実施される。

これはアクセスの可能性を避け、プログラムされた対話
型ターミナル１こしばしば伴なうプログラミングの欠陥
を避けるためである。

特１こ、ハードウェアの使用は１犯罪者が安全システム
を損なおうとしてターミナルの動作を変化させることを
困難１こする。

しかし、プログラムを変更すること１こよってターミナ
ルの動作１こ干渉することを防ぐための最小限の安全策
が与えられているならば、ターミナル２０及び４０は例
えばインテル８０８０等のマイクロプロセッサと上記入
出力装置及び配憶装置１１１の各々を制御するプログラ
ムとを使用して作成してもよい。

制御論理装置１１９がプログラムされたマイクロプロセ
ッサの形で作られる場合。

データ暗号化規格（以下ＤＥＳとも言う）暗号化装置１
１５も同じマイクロプロセッサで実行されるプログラム
・サブルーチンの形を増る。

第３図を参照すると、制御論理１１９内の諸論理装置並
び１こ通信制御論理１０７．テープ制御論理１１１及び
ＭＳＲ／Ｅ制御論理１０３の入出力線を示す詳細なブロ
ック図が示されている。

制御論理１１９の心臓部はシーケンス・カウンタ論理２
０１である。

任意の時刻のシーケンス・カウンタ２０１のビット・パ
ターンはターミナルの動作状態を識別する。

シーケンス・カウンタ２０１の出力はシーケンス母線２
０２１こ加えられ、各人出１力制御論理装置１こ分配さ
れる。

第６図１こ示されるよう１こ、シーケンス・カウンタ２
０１からシーケンス母線２０２をこ与えられる出力は３
つのフィールドを含む。

最初のシーケンス・モード・フィールドは、り−ミナル
の動作モードを識別し制御する。

即ち。ターミナルはエラー診断あるいは予防的保守を目
的とするテスト・モードで動作してもよい。

またターミナルは、カード発行会社の従業員が客先Ｅこ
ＩＤカードを発行するための発行モードで動作してもよ
い。

最も普通１こは、ターミナルは使用シーケンス・モード
で動作し、ＩＤカードをさし出す客先は本発明の安全シ
ステム１こ従ってターミナルを使用できる。

他のモードは希望１こよって設けることができる。

最初のフィールドで定義されるモードの一つにおいて動
作する時、ターミナル１こよって実行される動作のシー
ケンスは２番目のフィールドのシーケンス・カウントで
制御される。

２番目のフィールドのシーケンス・カウントは入力信号
１歩進Ｓ”をこよって次のシーケンスの２進数１こ歩進
される単なる２進カウンタである。

あるいはシーケンス・カウンタはレジスタがロードされ
るのと全く同じよう１こして任意の２進数１こセットさ
れてもよい。

シーケンス・カウンタがセットされることを許すと１間
違った入力や通常の動作以外のもの等の期待されない条
件を適当１こ処理するの１こ必要なよう１こターミナル
の動作ステップが前後１こ飛ぶことが可能１こなる。

シーケンス母線の３番目のフィールドは、モード及びカ
ウント・フィールドで決定されるシーケンス状態を修飾
して、フィールド桁あふれ、オフライン状態、ＰＩＮ無
効、不許可信用状態又は他の特別な状態等を表示するシ
ーケンス修飾子を含む。

主としてシーケンス修飾ビットはキーボード制御論理２
０５又は通信制御論理１０１等の入出力制御論理１こよ
ってセットされる。

これらの装置はキーボード又は上位計算機からのメツセ
ージ情報をモニタしこのメツセージ情報の選択されたバ
イトを解読してターミナルのシーケンス状態を修飾する
。

例えば桁あふれ状態の場合、もしフィルド分離文字が期
待されるきき１こ英数字が検出されると、キーボード制
御論理２０５は”セットＳ”入力線の桁あふれ信号線を
付勢しシーケンス・カウンタ２０１の桁あふれシーケン
ス修飾子ラッチをセットする。

他の例として、所定の時間（例えば６つのポール・メツ
セージが通常期待される時間）の経過後１こ上位計算機
からメツセージ・バイトが受信されないならば、タイム
・アウト・カウンタがセットＳ線のオフライン線ｆこ信
号を与えシーケンス・カウンタ２０１の中のオフライン
・シーケンスをセットする。

シーケンス・カウンタ２０１が動作状態又はシーケンス
・ステップを制御し、それらがターミナルの機能動作を
制御するのと同様の方式で、アドレス・カウンタ論理２
０３は記憶装置１１７のアドレス及びそれを通じてター
ミナル内のデータの流れを制御する。

アドレス・カウンタ２０３の出力として与えられるアド
レス・ビット・パターンは第１図１こ示される。

アドレス・カウンタ２０３への入力は６歩進Ａ”及び”
セラ）Ａ″と呼ぶ入力母線であって、前者は順次アドレ
ス位置を与え後者はアドレス・カウンタをある所定の値
１こセットシ、それ１こよって飛越しや分岐の動作を行
なう。

第９図１こ示されるよう３こ１例えばシーケンス状態５
１２ｆこおいて、記憶装置１１７はターミナル内の安全
性を増加させるためｌこいくつかのバッファ領域１こ分
割される。

例えば上位計算機メツセージ・バッファは記憶位置のＡ
ＯからＡ１２γまでを占める。

従って第７回置こ示されるよう１こ、アドレス・ビット
・パターンの最上位ビット（ＭＳＢ）は、情報が通信線
を介して記憶装置１１１の上位計算機メツセージ・バッ
ファ中の配憶位置へ又はそノｇ６憶位置から伝送される
ため１こは、ゼロでなければならない。

同様１こＩＤカード・バッファは記憶位置Ａ１２８から
Ａ１５９までを占め、従って第１図１こ示されるよう１
こアドレス・ビット・パターンは、カード符号化又はカ
ード読取りデータの流れを可能１こするためＥこ、最上
位ビットが１で３２から６４までの全部のアドレス・ビ
ットが０でなければならない。

ターミナルの安全性１こより重要であるのは、記憶位置
Ａ２３２からＡ２５５１こおいて許される唯一の動作が
キーボード入力動作及び暗号化／解読動作であるという
事実である。

キーボード動作はキーボード制御論理２０５で制御され
、ＰＩＮ又は通信暗号化キーＣ等の情報を与える。

暗号化動作はデータ暗号化規格制御論理２０１で制御さ
れる。

アドレス・カウンタが、キ・−ワードＫＷのいずれか又
はＩＤデータ・ワード１こ関する第γ図］こ示される高
位のビット・パターンを有する時、他のいずれの制御論
理装置も動作することが許されない。

再び第３図１こ戻ると、シーケンス・カウンタ２０１の
出力は表示論理２０９で解読される。

表示論理２０９は所定のメツセージ２１１をターミナル
の操作員１こ個々１こもしくは結合して表示し。

ターミナル操作員が情報を入れるのを促すか、又はター
ミナル操作員をこターミナルもしくは増列の状態を知ら
せる。

表示論理２０９内の論理は、シーケンス母線ビット・パ
ターンで決定されるターミナル状態１こよって要求され
るｌ又は２以上の出力を与える復号アンド／オア・ゲー
トである。

再びキーボード制御論理２０５１こ注意を向けると、キ
ーボード自身の中暑こあるキーボード出力バッファ１こ
１バイトの情報が蓄積されるたび１こ注意信号を受は増
るよう１こ、′に注意”入力がキーボード制御論理暑こ
接続される。

キーボード制御論理２０５はシーケンス母線２０２及び
アドレス母線２０４の入力も有し、そのため、ターミナ
ルがＳＢＩを介してキーボードから情報を受は入れられ
る状態にあるかどうかを、キーボード制御論理が決定す
ることが可能１こなる。

もしキーボード情報が記憶されるべき記憶位置並びｆこ
ターミナルのシーケンス状態がターミナルに関して予め
決定しておいた動作条件に一致するならば、キーボード
出力バッファ中のデータを記憶装置へ通じるＳＢＩ上）
こゲートするために、にゲート信号がキーポー自こ送ら
れる。

キーボード制御論理２０５は５Ｂ１１こも接続される。

従ってキーボードから受は増る情報をモニタでき、キー
ボード制御論理２０５をシーケンス・カウンタ２０１１
こ接続するセットＳ線を介してターミナルのシーケンス
状態を変更してもよい。

例えば発行モード機能キーが押された時セットＳ線が使
用される。

その場合１機械のシーケンス状態は発行モー自こ変更さ
れる。

同様Ｇこ。セットＡ線はキーボード制御論理２０５とア
ドレス・カウンタとの間蚤こ接続され、キーボードから
受は取った情報を適当な記憶装置バッファ位置にロード
するの１こ必要な所定の数字１こアドレス・カウンタを
セットするため１こ使われる。

セットＡ信号は第１３図のゲー１−４１９−４２５＊こ
類似の詳細なゲートｌこよって作られる。

通常の順次動作中。アドレス・カウンタ及びシーケンス
・カウンタはそれぞれ増分Ａ線及び増分Ｓ線管こよって
歩進させられる。

キーボード制御論理２０５は第１２図のレジスタ４０９
と類似のデータ転送レジスタも有する。

同様の入出力線は、データ暗号化規格制御論理２０γ、
印刷制御論理２１３．ＭＳＲ／Ｅ制御論理１０３及び通
信制御論理１０γ１こも設けられる。

これらの制御論理装置の各々は、ターミナルのシーケン
ス状態及び配憶位置１こ応じて、入出力装置又は暗号化
回路を制御し、制御論理装置で制御される動作が進行し
完了する１こつれてターミナルの状態や記憶位置を進め
、あるいは変化させる。

例として１通信制御論理１０７内の回路とそれに接続さ
れた信号線を第１１図を参照して詳細をこ説明する。

第１１図ｆｃＲ８２３２規格ｆこ従う通信制御論理１０
１の良好な実施例を与える詳細な回路が示される。

通信制御論理１０γの心臓部は直列化伝送用シフトレジ
スタ３０１及び並列化受信用シフトレジスタ３０３であ
る。

モデム１０５から受は依った受信データ（Ｒデータ）は
アンド・ゲート３０５１こ入り、アンド・ゲート３０１
からのハルス看こよって受信用シフトｌ／ジスク３０３
をこ直列１こ送られる。

アンド・ゲート３０７は受信線信号ＲＬＳ及び受信クロ
ック信号（Ｒクロック）が一致する時１こパルスを与え
る。

またアンド・ゲート３０１はＲクロック・カウンタ３０
９も歩進させる。

Ｒクロック・カウンタ３０９は、８ビツトが受信用シフ
トレジスタ３０３ｆこ受信されシフトされる時１こ、”
８ビツト受信′”の出力を与える。

受信用シフトレジスタ３０３からの８ビツトの出力は３
つの異なる方向、即ちアンド・ゲート３１１を介してＳ
ＢＩへ、制御バイト受信検出論理３１３へ、そして比較
回路３１５へ行く。

上位計算機からメツセージが期待される時、データ・ワ
ード又はメツセージ終了ワードかシーケンス状態Ｓ６又
は８１１２期間中ｆこ検出されるたびに、オア・ゲート
３１γ及び３１９はアンド・ゲート３１１が受信用シフ
トレジスタ３０３の内容を５ＢＩＩこゲートするのを条
件付ける。

比較回路３１５は、制御バイト受信検出論理３１３が受
信用シフトレジスタ３０３中のバイトがアドレス・バイ
トであると指示する時奢こ、受信用シフトレジスタの内
容をアドレス母線２０４と比較する。

比較回路３１５は、上位計算機から送られて来たバイト
のカウントが記憶装置のアドレス１こよって指示される
（アドレス母線から受はをった）バイトのカウントと等
しい時は出力”アドレス＝”を与え、一致シない時は出
力”アドレス”を与える。

制御バイト受信検出論理３１３の出力は、直接検出され
る”ポール”、”ＡＣＫ受信”、”ＥＯＴ受信”等の線
上の信号、並びｆこ間接的１こ検出される”データ受信
”及び”アドレス受信”線上の信号を含む。

例えばメツセージ終了（ＥＯＭ）又は肯定応答（ＡＣＫ
）バイト等の非制御バイトは、非制御バイトをこメツセ
ージ終了（ＢＯＭ）バイトが続カなければデータ・バイ
トであると推定されデータＲ信号が与えられるが。

非制御バイト１こメツセージ終了バイトが続く場合その
非制御バイトは長さのカウントであると推定されアドレ
スを受信信号１こよって表示される。

受信論理（こ関して説明したのと類似の方式で。

データはアンド・ゲート３２１の制御の下（こ伝送用シ
フトレジスタ３０１からシフトされる。

ゲート３２１は、送信準備完了信号（ｃｌｅａｒ ｔ
。

５ｅｎｄ；ＣＴＳ ）及びＴクロック信号が同時１こモ
デムから受信されると、出力を与える。

ビットが伝送用シフトレジスタ３０１からシフトしＴデ
ータ線を経由してモデム１０５ヘゲートされる時、それ
らのビットはＴクロック・カウンタ３２３でカウントさ
れる。

８ビツトが送られた後、″８ビット送信”信号がシフト
レジスタ３０１を再ロードするためｆこ制御ゲート３３
５ｔこ与えられる。

シフトレジスタ３０１が再ロードされると、制御バイト
送信検出論理３２γがバイトのビット・パターンをモニ
タし、ラッチがセットされ１通信１０トコル１こ従って
バイトの連続転送を行なうよう１こ転送されつつあるバ
イトを識別する出力を与える。

例えばポール・バイトが受信され制御バイト受信検出論
理３１３で検出された場合、もしターミナルがシーケン
ス状態８５，８６，８１３，８１４゜８１１１ ５１１
２ｔこないならば、アンド・ゲート３２９が動作し伝送
用シフトレジスタ３０１１こＮＡＣＫバイトをロードす
る。

またターミナルがシーケンス状態８５ ８６ ８１３
８１４゜２ ９ ９ ８１１１．８１１２にあるならば、アンド・ゲート３３
１が動作し伝送用シフトレジスタ３０１１こＡＣＫバイ
トをロードする。

シーケンス状態はデコーダ３４３，３４５で解読され、
それぞれアンド・ゲート３２９，３３１へ与えられる。

伝送用シフトレジスタ３０１をＮＡＣＫ又はＡＣＫバイ
トでロードし、それらが伝送過程１こある時、制御バイ
ト送信検出論理３２γは対応する出力を与える。

制御バイト送信検出論理３２γからの出力］こ応じで、
オア・ゲート３３３はゲート３３５の−っを付勢し、Ａ
ＣＫ、ＮＡＣＫ又はアドレス・バイトの伝送１こ引き続
いて伝送終了（ＥＯＴ）バイトをロードする。

通信制御論理１０７はカウンタ３３１を使ってターミナ
ルがオンラインか又はオフラインかを決定する。

キャリー・アウト信号をカウンタ３３１が発生している
時ターミナルはオンラインであると考えられ、最上位ビ
ットが２進数Ｏの時ターミナルはオフラインであると考
えられる。

ターミナルが情報をテープ４２＋こログしていないなら
ば。

８ビツトが受信されるたび１こアンド・ゲート３３９＃
こよって出力が与えられ、カウンタ３３γを歩進させる
。

もしターミナルが情報をテープ４２＃こログしているな
らば、非ログ準備完了（ＣＴＬ）信号が付勢されずゲー
ト３３９を禁示する。

カウンタ３３γはタイマーこよって周期的普こ逆歩進さ
れる。

タイマは逆歩進信号を充分１こ低い周期で与える。

そのため通常のオンライン動作の条件では、タイマの各
逆歩進信号の間１こ少なくとも１つのボール・、バイト
又は情報バイトが上位計算機から来ることが期待され、
カウンタ３３１は循環しないので少し上下するが一番高
いレベル１こ止っている。

タイマがカウンタの数字を半分コこ減らすのに充分な時
間、″８ビット受信”信号が発生しないならば、最上位
ビットはゼ町こなる。

この方式で、キャリー・アウトが発生するよう１こカウ
ンタ３３７が歩進される前１こいくつかのボール信号が
受信されなければならない。

こうしてターミナルは間欠的な通信の試みの間１こオン
ライン１こなることを避ける。

モデム１０５への送信要求（ＲＴ Ｓ ）信号は。

オア・ゲート３４１がボール・メツセージ又は６つの制
御バイト送信検出信号のどれか１こ応じて発生する。

他の制御論理１０３ １１１ ２０５ ２０７２
９ ９ 及び２１３も論理１０Ｔと同様の設計技術を使用して作
成される。

特１こ、制御論理１０３ １１１ツ 及び２１３はこの良好な実施例１こおいて論理１０γの
出力線と類似の機能を持つ出力線を有する。

例えば、符号化要求（ＲＴＥ）、符号化準備完了（ＣＴ
Ｌ ）、カード読取信号（ＲＣ８）、 ログ要求（Ｒ
ＴＬ）、ログ準備完了（ＣＴＬ）、印刷要求（ＲＴＰ）
、印刷準備完了（ＣＴＰ ）等である。

テープ・ログ論理１１１は非常に密接憂こ通信制御論理
１０７と関係していて、一方はターミナルがオフライン
の時に動作でき、他方はターミナルがオンラインの時１
こ動作できるので、第２図及び第３図１こ示されるよう
１こ多くの論理回路を共有すること１こよって論理回路
の節約がなされている。

事実、論理１０γからモデム１０５への出力の全部は、
ターミナルがオフラインで上位計算機への伝送が行なわ
れない時、テープ１こ書込むため］こオフライン信号と
とも１こテープ・ログ論理へ送られる。

第１２図１こ詳細］こ示されているデータ暗号化規格（
ｎＥｓ）制御論理２０γは、論理１０１１こ関して詳細
擾こ説明したのと同じ方式で作られ、第１０ａ図から第
１０ｃ図までのタイミング図１こ示されるよう１こ一時
ｌこ１バイトずつ、データをＷｉ２憶位置間で移動させ
ＩＤデータ・ワード及びＩＤキーワードを作り、同様１
ここれらのワードをＤＥＳ暗号化装置１１５に出し入れ
する。

論理２０γの一輪理１０１との主要な相違は、論理２０
１が第１２図１こ示されるサイクル・カウンタ４０１ｔ
こよって同期的ｆこ制御される事である。

一方通信制御論理１０１は１通信線や通信されるデータ
１こ含まれる制御情報の条件１こ非同期的１こ応じなけ
ればな・らない。

第１２図１こ戻って、サイクル・カウンタ４０１は、４
相クロツク第１相１こよって各サイクルの始め１こ歩進
される。

アンド・ゲート４０３はサイクル・カウンタ４０１の歩
進を制御し、ターミナルが記憶位置間のデータ転送のサ
ービス又はデータの暗号化を要求されているような状態
の時、即ちｓ８８１０，８１１，８１０２，８１０５゜
ツ ５１０６及び８１０７のシーケンス状態の間だけ歩進を
許す。

サイクル制御デコーダ４０５はシーケンス母線で与えら
れるシーケンス状態及びサイクル・カウンタからのサイ
クル・カウントを解読し、サイクル・カウンタ４０１．
比較論理４０１゜データ転送レジスタ４０９．ＤＢＳ暗
号化装置１１５、乱数キー（Ｒキー）・カウンタ論理と
５（第３図）等を制御するための制御信号を発生する。

データ転送レジスタ４０９は記憶装置１１γのある場所
から別の場所へデータを移動させる。

データはＳＢＯからアンド・ゲート４１１を経てレジス
タ４０９１こロードされ、アンド・ゲート４１３＃ｃよ
ってレジスタ４０９からＳＢＩ＋こ転送される。

サイクル制御デコーダ４０５で与えられる詳細な機能を
実現する回路例は第１３図１こ示される。

第１のアンド・ゲートの組４１５は、シーケンス母線上
のシーケンス状態の各々を解読し８８゜８１０等の個別
のワイヤーこ個別の信号を与える。

同様１こ他のアンド・ゲートの組４１γはサイクル・カ
ウンタ４０１の出力を解読し１個別のワイヤ上の個別の
信号を与える。

ゲート４１５及び４１１の出力信号は他のゲート４１９
４２１及び４２３を制御し、それらのゲートはアクセ
スされるべき配憶位置を示す信号、及びゲート４２１か
ら４３９などの信号発生ゲートを更蚤こ制御するための
入力として使われる信号を発生する。

第１３図１こ示されるよう１こ、ゲ゛−ト４１９の出力
はシーケンス状態８１０期間中に発生するアドレスで名
付けられる。

これらのアドレスはオア・ゲート４２５で作られる。

オア・ゲートは個々の信号をセットＡ母線上１こ与え、
アドレス・カウンタ２０３をアクセスされるべき配憶位
置のアドレスにセットする。

記憶装置とＤＢＳ暗号化装置とが同期して情報が記憶装
置及びＤＢＳ暗号化装置１１５へ与えられたり読取られ
たりするように。

オア・ゲート４４１は、ゲート４２７から４３９で作ら
れる制御信号のパルス幅制御を与える。

ゲート４２５から４３１の一部しか第１３図１こ示され
ていないのは１例として示されているこれらの条件１こ
加えて、多くの余分の条件がそれぞれの出力を与える事
を明らか１こするためである。

ゲート４３９は、実行されたシーケンス状態の実行サイ
クル終了時暑こサイクル・カウンタ４０１をリセットす
る多くのゲートの１つの例である。

例えば第ｔｏｂ図を参照すると、シーケンス状態は１３
個のサイクル０−１２から成ることがわかる。

サイクル１２期間中にゲート４３１はサイクル・カウン
タ４０１１こ出力リセットＣを与え、サイクル・カウン
タ４０１を０にリセットする。

アンド・ゲート４３１の同様の出力はシーケンス・カウ
ンタ２０１の歩進Ｓ入力音こ接続され、シーケンス・カ
ウンタ２０１をシーケンス状態８１０からシーケンス状
態５１１１こ歩進させる。

特有の情報（この実施例では、ＰＩＮ）の暗号化に加え
て、上位計算機へのメツセージを暗号化し上位計算機か
らのメツセージを解読するステップを同じＤＥＳ暗号化
装置１１５を用いて行なうことができる。

前１こ述べたよう１こ、暗号化及び伝送）こ先立って上
位計算機メツセージ・バッファ内のメツセージ・データ
と時間的１こ可変な情報とを連結させるよう１こＤＥＳ
制御論理２０７を作ってもよい。

ヒ沁の付加的な安全保証ステップは先行技術で周知であ
り、ここで更に詳説することはしないＱカード発行モー
ド 第４図を参照して、ＩＤカードを発行する本発明のシス
テムの動作をこれから説明する。

カード発行ターミナル１こ電源が入れられると、電源オ
ン・リセット回路が全部のラッチ及びカウンタをゼロ状
態ｆこセットする信号を発生し、ターミナルをシーケン
ス状態８０１こ初期設定する。

ターミナルを発行モード１こ設定するために１発行モー
ド機能キーが押される。

キーを押すと、キーボード注意（Ｋ注意）信号が生じ、
キーボード制御論理２０５で受信される。

もしターミナル状態が記憶装置が他の目的１こ使用され
ていないような状態であれば、例えばシーケンス・カウ
ンタが状態Ｓ Ｏ−Ｓ ４の１つ１こあれば、キーボー
ド制御論理２０５はキーボードｆこゲート信号（Ｋゲー
ト）を与え、押されたキーを表現する１バイトの情報が
ＳＢＩ＋こゲートされるよ領こする。

ゲートされた１バイトの情報（ＩＭ）は、記憶装置で受
は摩られ第１のアドレス位置Ａ０１こ貯蔵され、又キー
ボード制御論理２０５によっても受は増られる。

キーボード制御論理２０５がその１バイトの情報を発行
モー１能キーであるき解読すると、シーケンス・カウン
タ２０１の一部である発行モードラッチがセットされ、
シーケンス・カウンタは信号線セットＳｔこより状態Ｓ
１ ｆＣ進められる。

シーケンス・カウンタが状態Ｓ１にあると１表示論理２
０９は表示パネル２１１上に”名前を入力せよ”と表示
する。

”名前を入力せよ”の表示１こ応答して、ＩＤカードを
発行する人物は客先の名前を入力する。

入力された各英数字はキーボード制御論理２０５へ送ら
れる注意信号を生じさせる。

これはターミナルが状態Ｓ１１こあるためにゲート信号
を生じさせる。

文字が受は取られ、キーボード制御論理２０５がその文
字を英文字であると解読するたび１こ１文字はその時１
こアドレスされている記憶位置１こ貯蔵され、アドレス
・カウンタ２０３が歩進させられる。

もしターミナルが状態Ｓ１でアドレス・カウンタがＡ２
７ｒこ達すると、フィールド分離文字Ｆがキーボードか
ら期待される。

論理２０５がキーボードから受は増った２８番目の文字
がフィールド分離文字ではないと解読された場合、シー
ケンス・カウンタ２０１のフィールド再入力ラッチがセ
ットされ、アドレス・カウンタ２０１はフィールドの最
初１こ、この場合はアドレスＡｌｔこりセットされる。

フィールド再入力ラッチがセットされると１表示論理２
０９１こより”桁あふれ／再入力”の表示がされる。

キーボード制御論理２０５がＳＢＩ上の文字をフィール
ド分離文字であると解読した場合、シーケンス・カウン
タ２０１及びアドレス・カウンタ２０３は共をこ８２
Ａ２８１こ歩テ 進する。

シーケンス・カウンタが状態Ｓ２＋こあると、表示論理
２０９は″１サイクル当りの取引限度金額入力”と表示
し、ＩＤカードを発行する人□物が１客先又はカード発
行会社が任意のｌサイクル期間内に設定しようと思う取
引限度金額の数字をキー人力することが期待される。

取引限度金額の入力は、各ストローク毎１こに注意信号
を生じさせる。

それ１こ応じて作られるにゲート信号は、アドレス・カ
ウンタ２０３１こ応じて順次の記憶位置瞥こ貯蔵するた
め１こ各バイトを５ＢＩｒこ転送する。

アドレス・カウンタ２０３は、キーボード制御論理２０
５が各数字を検出するたびコこ歩進する。

もしアドレス・カウンタがＡ３１の位置１こあり、キー
ボード制御論理２０５が入力文字をフィールド分離文字
ではないと解読したならば、シーケンス・カウンタ２０
１のフィールド桁あふれラッチがセットされ１表示論理
は“桁あふれ／再入力”と表示し、アドレス・カウンタ
はＡ２８１こ戻される。

シーケンス・カウンタが状態Ｓ２ｔこある場合、キーボ
ード制御論理２０５が入力文字を数字であると解読する
たび１こ、アドレス・カウンタは歩進する。

もしシーケンス状態が８２で、キーボード制御論理２０
５がキーボードからの入力文字をフィールド分離文字で
あると解読したならば、シーケンス・カウンタ及びアド
レス・カウンタはそれぞれＳ３及びＡ３２１こ歩進する
。

同様］こ１日単位で２桁のサイクル長が記憶位置３２
３３ｆこ入れらツ れる。

また同様１こ、ＩＤカードの有効期日を示すためｆこ１
月を示す２桁の数字が記憶位置３５３６ツ １こ、２桁の年が記憶位置３γ、３８１こ入られる。

ターミナルがシーケンス状態Ｓ４ｔこあり、入カキ−か
らのメツセージ終了バイトがキーボード制御論理２０５
で検出されると、シーケンス・カウンタはＳ５ｔこ進み
、アドレス・カウンタはＡＯ）こリセットされる。

シーケンス・カウンタＳ５の時２表示論理２０９をこよ
り”処理中”と表示される。

シーケンス状態Ｓ５の間、シーケンス状態５Ｏ−８４の
間１こ入力されたメツセージは処理のため１こ上位計算
機へ伝送される。

上位計算機への伝送は、Ｒ８２３２Ｃ等の標準インタフ
ェース蚤こよりモデム１０５に接続された通信制御論理
１０１により制御される。

本実施例の一例として、上位計算機は専用回線上の各タ
ーミナルを周期的１こポーリングすると仮定する。

しかし上位計算機とターミナルとの間でメツセージが信
頼性のおけるよう蚤こ伝送される限り、任意の通信アー
キテクチャを用いることができる。

ポーリング１こおいて、上位計算機は各ターミナルに繰
り返しポール・アドレスを送る。

ターミナルが伝送する情報を持たない時（例えば状態Ｓ
５でない時）１通信制御論理１こよってそのターミナル
のポール・アドレスであると認識されたポール・アドレ
ス１こ対して１通信制御論理は否定応答ＮＡＣＫ及び伝
送終了ＥＯＴ信号で応答する。

もしターミナルが伝送する信号を持っているならば、肯
定応答ＡＣＫバイト、及びそれ１こ続いて情報メツセー
ジ、長さのカウント。

ＥＯＴバイトが伝送される。

シーケンス状態Ｓ５はＩＤカードの発行］こ関係してい
て１発行プロセス１こは上位計算機からの情報が必要な
ので、もしターミナルがオフライン・モードであればカ
ードは発行できない。

オフライン状態は、普通１こ期待される時間内］こ上位
計算機からポール・バイトやメツセージ・バイトが来な
い場合１こオフライン出力信号を出すタイムアウト回路
蚤こよって検出される。

例えば通常の条件下でポール・メツセージが上位計算機
から少なくとも１０秒毎１こ来る事が期待されるならば
、１分径１こタイムアウト回路が応答してオフライン信
号を与える。

オフライン信号はシーケンス・カウンタ２０１の一部の
オフライン・ラッチをセットする。

表示論理２０９はこれを解読して、”処理中″の表示を
消し、”オフライン″の表示を与える。

゛オフライン″の表示に応じて、ＩＤカードを発行する
人物は、取引を停止し必要な情報を後に再入力するか、
又はターミナルをシーケンス状態Ｓ５に保ちオフライン
状態の原因となった通信もしくは他の故障を直す事を試
みることができる。

例えば６回以上一連のポール・メツセージを受信しター
ミナルがオフライン状態１こあるためＮＡＣＫ、ＥＯＴ
バイトで各ポール・メツセージ１こ応答した時１通信制
御論理１０７は、もし取引がターミナル使用者１こより
停止されていないならば最初１こ入力したメツセージが
伝送される時１こ、オフラインからオンラインコこター
ミナル状態を変化させることができる。

ターミナルがシーケンス状態Ｓ５の時１通信制御論理１
０Ｔは付勢され、配憶位置ＡＯで始まる記憶装置の上位
計算機バッファから情報を伝送しようと試みる。

次のポール・メツセージが上位計算機から受信される時
１通信制御論理１０γは送信要求ＲＴＳ信号で応答する
。

モデム１０５は送信準備完了信号ＣＴＳで答え、論理１
０γは、モデムから受は取るＴクロック信号１こ同期し
て１ビツトずつデータ伝送（Ｔデータ）線を通じてＡＣ
Ｋバイトをモデム１こ転送する。

ＡＣＫバイトの最後のビットがモデム１０５１こゲート
されると。

通信制御論理１０１は記憶装置１１７のＳＢＯレジスタ
中のデータ・バイトを通信制御論理の伝送用シフトレジ
スタ３０１にゲートする。

第１１図の″８ビット送信”信号の停止はアドレス・カ
ウンタ２０３を次の順次アドレス位置へ進め、次の“８
ビツト送信”信号（こ先立って記憶装置１１７のＳＢＯ
レジスタ１こ記憶位置からデータを読増らせる。

モデムが毎秒９６００ビツト以下の速度で動作する限り
、１０４マイクロ秒というモデムのクロック・パルス間
隔が得られ、これは記憶装置のＳＢＯレジスタから伝送
用シフトレジスタへ１バイトのデータを伝送するの１こ
充分な時間である。

次の伝送りロックは最初のデータ・バイトの最初のビッ
トをモデム１こゲートしクロック・カウンタを歩進させ
る。

データ・バイトの８番目のビットがモデム１こゲートさ
れ、クロック・カウンタが８回目の歩進をする時、″８
ビット送信″言号が生じて、、ＳＢＯレジスタ内の次の
データ・バイトが伝送用シフトレジスタ３０１１こゲー
トされる。

データ・バイト（マ、伝送用シフトレジスタ３０１に転
送されるたび蚤こ、メツセージ終了文字ＥＯＭを探すた
めに論理３２７で解読される。

伝送用シフトレジスタ３０１（こロードされる時メツセ
ージ終了文字が検出されると、論理３２７のメツセージ
終了ラッチ（ＥＯＭ送信）がセットされる。

ＥＯＭ送信ラッチがセットされていてＥＯＭバイトの最
後のビットがモデム１こゲートされている時。

アドレス・バスから１バイトの情報が長さのカウントと
して伝送用シフトレジスタ３０１１こロードされる。

上位計算機バッファはターミナルの記憶装置１１７の最
初の記憶位置を占めているので。

アドレス・カウンタのその時のアドレス位置は伝送され
たメツセージの長さのカウント１こ等しい。

長さのカウントの最後のビットがモデム１こゲートされ
ると、Ｔクロックの停止は″８ビット送信”信号を生じ
、メツセージ伝送を終了させるため（こ通信制御論理内
の伝送用シフトレジスタ３０１１こ伝送終了文字がゲー
トされる。

伝送終了ラッチ（ＥＯＴ送信）はシーケンス・カウンタ
をシーケンスＳ６ｓこ進めアドレス・カウンタをＡＯＩ
こセットしてシーケンス状態Ｓ６の開音こ上位計算機か
らメツセージを受は増る準備をする。

シーケンス状態Ｓ５で伝送されたメツセージが完全に上
位計算機で受信された時、長さのカウントと伝送された
バイトの数との不一致Ｇこより又は他の方法１こよって
エラーの検出が可能である。

エラーの場合上位計算機はＮＡＣＫ ＥＯＴバイトで
ツ 応答する。

これは事実上再伝送の要求である。ＮＡＣＫ ＥＯＴ
バイトが通信制御論理１０γの論？ 理３１３で検出されると、シーケンス・カウンタ２０１
はシーケンスＳ５１こセットされ、シーケンスＳ５の下
で制御される全メツセージ伝送過程が反復される。

シーケンス状態８５期間中に伝送されたメツセージが上
位計算機で正しく受信された場合、上位計算機は第４図
の流れ図に従ってメツセージを処理する。

これは通常２秒以下の計算時間を要する。上位計算機が
照会メツセージを処理し応答メツセージを作成した後、
ＡＣＫバイト、応答メツセージのデータ・バイト、長さ
のカウント及びＥＯＴバイトがターミナルをこ伝送され
る。

データを受信した時の通信制御論理１０γの動作は以下
の通りである。

モデム１０５が１通信線から所定の雑音しきい値を越え
る信号を受信すると、受信線信号ＲＬＳと呼ぶ信号を発
生し、Ｒクロックと同期してＲデータ出力線１こデータ
・ビットを与える。

通信制御論理１０γは、Ｒクロックをゲート信号として
用いて各２進Ｒデーク・ビットを受信用シフトレジスタ
３０３ｔこゲートする。

各ビットが受信用シフトレジスタ３０３１こロードされ
るたび１こ、新しく受は増ったデータ・ビットを収容す
るためにその内容はシフトされる。

Ｒクロックカウンタ３０９で８つのＲクロックサイクル
が計数された後、受信用シフトレジスタの内容は解読さ
れ、検出された文字音こ応じてポール。

ＡＣＫ受信、ＮＡＣＫ受信又はＥＯＴ受信ラッチがセッ
トされる。

もしＡＣＫ受信ラッチがセットされると、ＡＣＫバイト
は配憶されないが次の″８ビット受信”信号１こ対して
データ受信信号が生じる。

″８ビット受信”信号は、受信用シフトレジスカこロー
ドされた最初の応答メツセージ・バイトをＳＢＩ＋こゲ
ートシ、記憶装置１１γのアドレス・カウンタ２０３で
指定される配憶位置１こそのバイトを記憶させる。

通信制御論理１０７から受は増る次のバイトを次の順次
配憶位置１こ配憶させるため、′８ビット受信”パルス
の後縁１こよりアドレス・カウンタ２０３は１カウント
進む。

：メッセージ終了バイトが検出される時、メツセージ終
了ラッチ（８０Ｍ受信）がセットされメツセージ終了バ
イトは記憶装置奮こ転送される。

８０Ｍ受信が付勢されている時１次のバイトは長さのカ
ウントであるとみなされ１通信制御論理１０１で・アド
レス・カウンタの値と比較される。

もしアドレス・カウンタと上位計算機から受信した長さ
バイトとが同一でないならば、メツセージは間違って受
信されたのであり、シーケンス・カウンタ２０１の修飾
子部分のエラー・ラッチがセットされる。

この後伝送終了バイトが受信用シフトレジスタ３０３で
検出された時、通信制御論理１０γＥこよってＮＡＣＫ
バイトが伝送用シフトレジスタ３０１ｆこゲートされ、
メツセージが誤って受信され且つ再送信されるべきであ
る事を示すため（こＥＯＴバイトｌこ続いて上位計算機
へ伝送される。

もし長さのカウントがアドレス・カウンタ暑こ等しいな
らば、この事実を上位計算機ｌこ知らせるため暑こ通信
制御論理はＡＣＫ及びＥＯＴバイトを伝送する。

上位計算機へのＮＡＣＫ及びＡＣＫ応答１こ加えて、上
位計算機からのＥＯＴバイトを検出するとアドレス・カ
ウンタはＡＯＩこセットされる。

もしエラー修飾ラッチがＥＯＴバイトが検出された時１
こセットされないならば、シーケンス・カウンタをシー
ケンス８７１こ歩進させるため優こＥＯＴ受信が使われ
る。

シーケンスＳγの目的は、上位計算機の客先の記録管こ
おける潜在的エラーを検出し措置を増るために、ＩＤカ
ードを発行する人物１こ応答メツセージを印刷又は表示
することである。

印刷制御論理２１３の動作は１通信制御論理１０７の伝
送部分の動作とよく似ている。

タスクのため１こ選ばれた印刷装置及びターミナルから
印刷装置への距離が通信制御論理及び印刷制御論理の間
の類似度を決定する。

例えば印刷装置がターミナルからある距離の所１こ置か
れている場合、単一の同軸ケーブルが望ましい低価格の
接続手段であり、記憶装置から印刷装置へ直列にビット
毎１こデータの転送が行なわれる必要がある。

一方、１バイトの広い母線が利用可能であれば、各バイ
トの直列化は不必要なので１通信制御論理のＴクロック
カウンタの対応物は印刷制御論理Ｅこおいて不必要であ
る。

印刷制御論理２１３がシーケンス状態Ｓ１を検出すると
、印刷要求ＲＴＰ信号が印刷装置へ送られ、必要なモー
タのスピードを上げ紙を新しいページｆこ送る等する。

印刷装置の準備が整い、印刷準備完了ＣＴＰ信号が印刷
装置から受は増られると、印刷制御論理２１３は記憶位
置ＡＯｆこ記憶されている上位計算機からの応答メツセ
ージの最初のバイトをＳＢＯから印刷装置へ転送させる
。

８ビツトが転送された後、アドレス・カウンタは次の順
次アドレス位置へ進み１次の順次アドレス位置のデータ
が読出され記憶装置１１１のＳＢＯレジスタ（こ貯えら
れて印刷制御論理２１３で印刷装置量こデートされる準
備状態ｆこ入る Ｉｆ、報の各バイトが印刷装置１こゲ
ートされる時、印刷制御論理２１３は各バイトを解読す
る。

フィールド分離文字又はメツセージ終了バイトが検出さ
れると。

ＲＴＰ信号は止る。

ＲＴＰ信号の停止は、印刷制御論理２１３＃こよって印
刷装置のバッファに入れられた内容を印刷装置に実際１
こ印刷させる。

またシーケンス・カウンタ２０１は、ＲＴＰの停止奢こ
よりＳ８＋こ進められる。

第１０Ａ図を参照してＤＥＳ制御論理２０γの動作を説
明する。

シーケンス状態Ｓ６の間１こ上位計算機から受信した口
座情報は、シーケンス状態８８期間中−こ、上位計算機
バッファ記憶位置からカード・バッファ記憶位置へ転送
される。

更１こ。乱数キー・カウンタ２１５で連続的に発生して
いる乱数（Ｒキー）はサイクル４９ ５０ ５１及９
ン び５２期間中１こその時の値１こ固定されるので、この
２バイトの乱数がカード・バッファ記憶位置Ａ１５γ及
びＡ１５８並び１こ暗号化キー記憶位置Ａ２４０及びＡ
２４１＋こ転送されることが可能１こなる。

データは、上位計算機バッファからカード・バッファへ
、レジスタ・ロード及びレジスタ・ストア信号でそれぞ
れ制御されるゲート４１１及び４１３蚤こよってレジス
タ４０９（第１２図）を経由して転送される。

レジスタ・ロード及びレジスタ・ストア信号は第１３図
のゲート４２γ及び４２９で生じる。

乱数化信号はゲート４３１で生じる。

乱数化信号は乱数キー・カウンタ２１５＃こよる計数を
禁止する働きをする。

こうして任意の数の非同期的１こ生じる入力をゲート４
３７ｒこ接続して、カウンタ２１５の出力を乱数１こす
ることができる。

もちろん他の形の乱数発生方法を用いることもできる。

ＲキーＨ及びＲキーＬ信号はゲート４３３及び４３５で
それぞれ生じ、乱数キー・カウンタ２１５の論理ｌこよ
り、第１０Ａ図をこ示されるように順に乱数キー・カウ
ンタの上位のバイト及び下位のバイトを５ＢＩ）こ移す
。

シーケンス状態８８．サイクル５４においてメツセージ
終了バイトがフェーズ１及び２期間中記憶位置Ａ１５９
１こロードされる。

シーケンスＳ８．サイクル５４のフェーズ４１こおいて
ゲート４３９は、シーケンス・カウンタ２０１を歩進さ
せる歩進Ｓ信号を発生する。

この同じ信号はリセットＣとも呼ばれ。サイクル・カウ
ンタ４０１に接続され、論理２０１の次の同期動作を実
行するため１こサイクル・カウンタ４０１をリセットす
る。

キーボード制御論理２０５はシーケンス状態Ｓ９を解読
し、ターミナル１こ付属しているＰＩＮキー・パッド２
１を付勢する。

ＰＩＮキー・パッドは、ＩＤカードを発行してもらう客
先が、ＩＤカードを発行する入物をこさえもその番号を
知らせる必要なしに、秘密奮こＰＩＮを入力することを
可能１こする。

また表示論理２０９はシーケンス状態Ｓ９に応じて”Ｐ
ＩＮ入力”の表示を行なう。

ＰＩＮキー・パッド２１は各数字のキー・ストロークを
４ビツトの１６進コードｆこ符号化するので。

６桁の１０進数のＰＩＮは３バイトを占めるだけであり
、６つの数字全部が入力されるまでキー・パッド内の３
バイトのレジスターこ貯えられている。

もし客先がＰＩＮの入力時１こ間違いをすると、レジス
タの内容を所定の値（例えば全部Ｏ１全部ｌ。

０と１の交互の繰り返し、又は任意の他のパターン）１
こリセットするため−こ増消しキーが押される。

もし４桁の１０進数のＰＩＮが許されているならば１客
先１こよって４桁のｌＯ進数のＰＩＮが入力される時完
全なる３バイトの数になるよう１こ上記の所定の値のビ
ットがその４桁の１０進数のＰＩＮを補充する。

客先は正しいＰＩＮが入力された事を確認した後、入力
機能キーを押す。

これ蚤こよりに注意信号がキーボード制御論理２０５へ
送られ、最初の２桁の１０進数を表わす最初のバイトが
キーボード中の出力バッファへ転送される。

そのバイトはそこからにゲート信号１こより記憶位置Ａ
２３２ヘゲートされる。

Ｋゲート信号が止ると、アドレス・カウンタは歩進し、
ＰＩＮデータの２番目のバイトがキーボードの出力バッ
ファへ転送され、別のに注意信号が生じる。

同様１こ２番目のバイトは記憶位置Ａ２３３１こ転送さ
れ、３番目のバイトは記憶位置Ａ２３４＋こ転送される
。

ＩＤデータ・ワードＩＤＤＷ記憶位置Ａ２３２゜Ａ２３
３ Ａ２３４ｔこ１−夕を記憶させた後、第う ９図１こ示されるよう１こ、キーボード制御論理はＩＤ
キー・ワードＩＤＫＷ記憶位置Ａ２４２． 。

Ａ２４３ Ａ２４４１こもＰＩＮを記憶させる。

ツ ＩＤＤＷ及びＩＤＫＷを８パイ）＋こするため蕾こ。

シーケンス状態Ｓ１０でこれら８バイトのワードはこの
良好な実施例１こおいて口座番号の一部で補充される。

補充は、制御論理１１９のＤＢＳ制御。論理２０７で第
１０Ｂ図昏こ示されるよう１こ行なわれる。

論理２０７はＳＢＯから口座番号の最初のバイトを受は
摩り、それを最初配憶位置Ａ２３５へ次に記憶位置Ａ２
４５ｔこ転送する。

この動作は口座番号の２番目及び３番目１こついては反
復され。

４番目と５番目のバイトは記憶位置Ａ２３Ｂ。

Ａ２３９Ｉこのみ転送される。

こうして口座番号は３バイトのＰＩＮと連結されて８バ
イトのＩＤデータ・ワードを与え１口座番号の一部及び
ＰＩＮはＲキーと連結されて８バイトのＩＤキー・ワー
ドを与える。

この両者はＤＥＳ暗号化回路１１５で使用される。

ＩＤデータ・ワード及びＩＤキー・ワードの連結が完了
すると、シーケンス・カウンタ２０１はシーケンス状態
５１１１こ歩進する。

シーケンス状態８１１の間蚤こ、ＩＤデータ・ワード及
びＩＤキー・ワードは記憶装置からＤＢＳ暗号化回路１
１５へ転送され、暗号化され、暗号化された結果の最初
の４パイ）ＥＰＩＮｌはＩＤカード記憶領域１こ貯えら
れる。

暗号化された結果の後の４バイｔ−ＥＰＩＮ２は記憶装
置の上位計算機メツセージ記憶領域をこ貯えられる。

ＤＥＳ暗号化装置１１５の動作は、キー・ワード及びデ
ータ・ワードを別々１こロードする事を除けば、米国特
許第３９５８０８１号１こ記載された暗号化装置とほぼ
同じである。

以下第１０Ｃ図を参照しながらその動作を説明する。

シーケンス状態５１０６のサイクルＯｆこおいて、記憶
位置Ａ２４０１こ貯蔵されているキー・ワードの最初の
バイトのうちパリティ・ビットを除いた７ビツトが。

ＬＤＫ線、ＬＤＫ線及びＳＲ線１こ信号が印加されるこ
とにより、暗号化装置１１５の上部キー・レジスタ（以
下ＵＫＲと言う）及び下部キー・レジスタ（以下ＬＫＲ
と言う）ｌこロードされる。

サイクル２では記憶位置Ａ２４１の７ビツトがロードさ
れ、サイクルＴ終了時１こはキー・ワードのうちパリテ
ィ・ビットを除いた５６ビツト全部がＵＫＲ及びＬＫＲ
に２８ビツトずつロードされている。

サイクル０′１こおいてデータ・ワードの最初のバイト
が、ＬＩＢ線及びＬＩＢ線への信号の印力旧こより４ビ
ツトずつ上部人力バッファ（以下ＵＩＢと言う）及び下
部人力バッファ（以下ＬＩＢと言う）Ｉこロードされる
。

ＵＩＢ及びＬＩＢは直列−並列変換を行ない、従ってＵ
ＩＢ及びＬＩＢの出力１こおいて各３２ビツトより成る
２つのグループが構成される。

ＵＫＲ及びＬＫＲは循環シフトされるシフトレジスタで
ある。

サイクル８１こおいて、ＳＬ線及び「五π線昏こ信号を
印加すること１こより、ＵＫＲ及びＬＫＲはそれぞれ１
ビツト位置ずつシフト・アップされる。

ＵＫＲ及びＬＫＲは各２４ビツトの出力を有する。

暗号化プロセスは１６回の繰り返し操作から成り、各操
作をこ関し違った暗号キーを与えるために、ＵＫＲ及び
ＬＫＲは各操作時１こ１又は２ビット位置シフトされる
。

１回の操作は２サイクルから成り、２ビット位置のシフ
トが必要な場合１両方のサイクルでＬＤＫ線及びＳＬＬ
１２信号が加えられ、１ビット位置のシフトが必要な場
合、一方のサイクルのみでシフトが行なわれる。

またサイクル８Ｉこおいて、ＩＢＴ線及びＬＤＲ線蚤こ
も信号が印加されＵＩＢ及びＬＩＢのデータ・ワードは
各々上部データ・レジスタ（以下ＵＤＲと言う）及び下
部データ・レジスタ（以下ＬＩ）Ｒと言う）にロードさ
れる。

サイクル９＃こおいて、ＵＤＲの３２ビツトの出力は一
部のビットを重複させて４８ビツト１こし。

ＵＫＲ及びＬＫＲの４８ビツトの出力（暗号キー）とモ
ジュロ２加算される。

加算器の出力は、加算器の出力側音こ設けられたＲＯＭ
のアドレスを指定するのに用いられる。

このＲＯＭは非線型変換の関数表を記憶している。

ＲＯＭへの入力優こ応じて。３２ビツトの出力がＲＯＭ
から得られ、この出力Ｇ−！ Ｌ Ｄ Ｈの３２ビツト
の出力とモジュロ２加算される。

この結果は、サイクル１０の前半１こおいて、ＬＢ及び
ＬＤＲ線蚤こ信号を印加することにより。

ＵＤＲ＋こロードされ、以前のＵＤＲの内容はＬＤＲｌ
こロードされる。

これで最初の繰り返し操作が完了する。

サイクル１０ｒこおいて、ＳＬ線及びＬＤＫ線會こ。

信号が印加され、ＵＫＲ及びＬＫＲの次のシフトが行な
われ、以下同様の動作が１５回繰り返される。

サイクル３９で暗号化の動作が完了すると。ＵＤＲの内
容及び最後の繰り返し動作の結果は。

サイクル４旧こおけるＬＤＯＢ線及びＩ、１）ＯＢｉｌ
への信号の印加（こより出力バッファ１こ並列転送され
る。

サイクル４１−４８Ｉこおいて、ＤＯＢ線及びＬＤＯＢ
線に信号を印加することｆこより出力バッファの内容が
並列−直列変換されて、１バイトずつ出力される。

第１０Ｃ図曇こは、暗号化装置の解読動作時の信号も記
載されている。

右上りの斜線を付した波形は解読操作においてのみ生じ
るものであり、右下りの斜線を付した波形は暗号化操作
においてのみ生じる。

しかし本発明では解読の必要はないので。その説明は省
略した。

暗号化サイクルの終了時１こ、８バイトの暗号化された
データ出力ワードを暗号化装置１１５から一度蚤こ１バ
イトずつ得ることができる。

暗号化装置からの各バイトは信号ＤＱＢと同期して得ら
れる。

シーケンス状態８１１の最初の４つのＤＯＢパルスの間
１こ、４つの与えられたバイトがカード・バッファ記憶
位置Ａ１５２からＡ１５５ｔこ貯えられる。

暗号化されたＩＩ）データの残りの４つのバイト（マ上
位計算機バッファ記憶位置Ａ２４からＡ２γをこ貯えら
れ、シーケンス状態８１２の間１こＥＰＩＮ２として上
位計算機へ伝送される。

シーケンス状態５１２ｆこおける記憶装置アドレス・カ
ウンタ及び通信制御論理の動作は、シーケンス状態Ｓ５
＋こおける動作と事実上同一である。

従ってその詳細は繰り返さないが、シーケンス状態８６
ｆこおいて上位計算機から受は取った全メツセージが比
較チェックのため１こ上位計算機１こ戻されることだけ
を指摘しておく。

４バイトのＥＰＩＮ２はこの戻されたメツセージと連結
され。

客先の口座番号で認識される客先情報ファイル記録に記
憶される。

シーケンス状態５１３（こおいて、長さのカウントや他
のメツセージ・チェック動作がメツセージは正しいと指
摘するならば、ターミナルは肯定応答バイトを受は増り
、シーケンス・カウンタはシーケンス状態Ｓ１４に歩進
させられる。

シーケンス状態８１４Ｉこおいて１表示論理２０９は“
カード符号化”と表示し、ターミナル使用者力ξ ＩＤ
カードを磁気ストライプ読増／符号化装置（ＭＳＲ／Ｅ
）を通し記憶位置Ａ１２５からＡ１５９ｔこ貯えられて
いたデータをＩＤカードの３番目のストライプ上ＳＣ書
込ませることを促す。

カード使用モード 第５図を参照して、ＩＤカードを使用する場合の本発明
のシステムの動作を説明する。

ターミナルはシーケンス状態ＳＯであると仮定する。

電源が入れられたため曇こ電源オン・リセット信号によ
って、又はリセット・スイッチが押されたために。

ターミナルはシーケンス状態ＳＯ＋こ初期設定されてい
るのである。

１ ターミナルを使用モード１こするため１こ、使用モ
ード機能キーが押される。

使用モード機能キーが押されるとキーボード注意信号（
Ｋ注意）が生じ。

これはキーボード制御論理１０５で受は増られる。

ターミナルは状態８０ ＋こあるので、キーボード制御
論理はゲート信号（Ｋゲート）をキーボード（こ送り、
押された使用モード・キーを表わす１バイトの情報を５
ＢＩＩこゲートさせる。

ゲートされた１バイトの情報は記憶装置が受は取り最初
の記憶位置ＡＯｉこ貯え、またキーボード制御論理もこ
れを受は取る。

もしキーボード制御論理がキーボードからのこの情報を
使用モード機能キ→であると解読すれば、シーケンス・
カウンタの使用モード・ラッチがセットされ、シーケン
ス・カウンタはセラー−８と呼ぶ信号線１こより状態５
１０１＋こ進められる。

シーケンス・カウンタが５１０１の状態の時１表示論理
は表示パネル２１１１こ”カード読取”の表示を出す。

”カーｈ洸増”の表示管こ対して、増列を行なう店員は
客先のカード・ストライプをＭＳＲ／Ｅ＋こ通す。

カード上のデータは第９図１こ示されるように記憶位置
Ａ１２８からＡ１５９１こ読込まれる。

メツセージ終了ＥＯＭバイトがＭＳＲ／Ｅ制御論理１０
３で認識されると、シーケンス・カウンタ２０１は、メ
ツセージ終了文字が記憶装置１こ転送される間蕾こ、信
号線歩進ＳｆＣより歩進させられる歩進した後シーケン
ス・カウンタは状態５１０２蚤こなる。

シーケンス状態８１０２ｓこおいて、記憶位置Ａ１５７
Ａ１５８のＲキーはＤＢＳ制御論理ツ ２０γ１こよってＩＤＫＷ記憶位置Ａ２４０ Ａ２４
１ツ Ｅζそれぞれ移され、シーケンス状態は８１０３Ｉこ進
められる。

シーケンス状態８１０３＋こおいて１表示論理２０９は
″ＰＩＮ入力”の表示をし１客先がキー・パッド２１（
こＰＩＮを入力することを促す。

客先は−その時、４桁又は６桁の１０進数のＰＩＮを入
力し、正しく入力されたことを確認した後１こ人力機能
キーを押す。

するとキーボード制御論理Ｑこに注意信号が送られる。

シーケンス状態５１０３蚤こおけるに注意信号優こより
、キーボード制御論理２０５はにゲート信号を発生しＰ
ＩＮの最初の２つの数字を表わす最初のバイトを記憶位
置Ａ２３２へ転送させる。

Ｋゲート信号が止ると、アドレス・カウンタ２０３が歩
進し、ＰＩＮデータの２番目のバイトがキーボード出力
バツファ蚤こ転送され。

他のに注意信号を生じさせる。

同様１こ２番目のバイトが記憶位置Ａ２３３へ、３番目
のバイトが配憶位置Ａ２３４へ転送される。

ＩＤカード上の又は上位計算機中の情報を解読してＰＩ
Ｎを得る事をより困難にするため、ＰＩＮは記憶位置Ａ
２４２からＡ２４４のキーワードＩＤＫＷの一部分を構
成する。

このデータ転送はシーケンス状態５１０４間１こＤＥＳ
制御論理２０１で行なわれる。

シーケンス状態５１０５において、記憶位置Ａ１２９で
始まる口座番号の一部が、記憶位置Ａ２３５で始まるデ
ータ・ワードＩＤＤＷ及び記憶位置２４５で始まるキー
ワードＩＤＫＷと連結して暗号化コこ先立ってこれらの
ワードを完全な６４ピツ）Ｉｎ補充する。

ＩＤＤＷ及びＩＤＫＷの連結が終了すると、シーケンス
・カウンタはシーケンス状態８１０６＋ｃ進められる。

第１０Ｃ図を参照してシーケンス５１０６の動作を説明
する。

シーケンス状態５１０６の間に。ＩＤＤＷ及びＩＤＫＷ
は記憶装置からＤＢＳ暗号化装置１１５へ転送され、暗
号化される。

ＤＢＳ暗号化装置ｌこよって与えられる最初の４バイト
ＥＰＩＮ１は、比較回路４０７でバイト毎］こ、カード
・バッファ記憶位置Ａ１５２からＡｌ ５５１こ貯えら
れているパイ）ＥＰＩＮＩど比較される。

ＤＥＳ暗号化装置１１５で与えられる最初の４バイトが
ＩＤカードから読取られたＥＰＩＮｌと同じならば、最
初の確認のための条件が満足され。

ＤＥＳ制御論理が付勢され’ＤＢＳ暗号化装置１１５か
らの次の４バイトの出力ＥＰＩＮ２を後で上位計算機１
こ伝送するため１こ記憶位置Ａ２４からＡｌ１に貯える
。

またＤＥＳ暗号化装置からの出力ＥＰＩＮＩがカード・
バッファ記憶位置Ａ１５２からＡｔ５ｓｔｃ貯えられて
いるＥＰＩＮＩと同じでないならば、シーケンス番号の
無効修飾子がセットされシーケンス状態を８１０６’＋
こ変える。

状態５１０６’ｌこおいて１表示論理２０９は”確認さ
れず”と表示する。

ターミナルは、リセット・スイッチを押しターミナルを
状態ＳＯに戻すまで状態Ｓ １０６’ｔこ留まっている
。

ＤＥＳ暗号化装置からのＥＰＩＮｌが記憶位置Ａ１５２
からＡ１５５１こ貯えられているＥＰＩＮｌと同じであ
った場合、ＤＢＳ制御論理２０γのゲート４３９はシー
ケンス・カウンタを状態８１０γに進めるための歩進Ｓ
信号を与える。

状態５１０７＋こおいて、キーボード制御論理２０５の
データ移動部分が付勢され、ＩＤカードから読取られた
記憶位置Ａ１２８からＡ１５１ｆこ貯えられている情報
が上位計算機メツセージ・バッファ記憶位置ＡＯからＡ
２３１こ転送される。

この転送を行なうのにキーボード制御論理を使用するこ
とはアドレス発生セットＡゲートの節約を可能にする。

カード・データが上位計算機メツセージ・バッファに転
送された後、シーケンス・カウンタはシーケンス状態８
１０８（こ進められる。

シーケンス状態８１０８＋こおいて１表示論理２０９は
、ターミナル使用者が取引データを入力する事を促す１
つ以上の表示を同時１こ又は順１こ表示する。

取引データとは１例えば、取引の型、取引額、その他上
位計算機が認識できるようをこ）宅グラムされ且つ記憶
位置Ａ２Ｂで始まる上位計算機メツセージ・バッファの
余白内１こ収まる任意の情報であるＤ［引情報は以前（
こ発行モード動作で説明したのと同じ方式でキーボード
から入力される。

例えば取引データは複数の分かれた部分として入力して
もよい。

その最初の部分は信用チェック又は資金転送等の取引の
型である。

キーボード。からの１バイトの情報１こよって表現され
ているこの取引の型は上位計算機メツセージ・バッファ
記憶位置Ａ２８Ｉこ貯えられ、シーケンス・カウンタは
シーケンス状態５１０９ｓこ進められる。

シーケンス状態５１０９ｓこおいて１表示論理は例えば
里。

種類の表示を行ない、取引額情報ハ９己憶位置Ａ３０で
始まる上位計算機メツセージ・バッファ記憶位置に貯え
られる。

その他の情報はシーケンス状態５１１０の間１こ処理さ
れる。

メツセージ終了キーが押されると、シーケンス・カウン
タはシー。

ケンス状態５１１１に進められ、アドレス・カウンタは
Ａ Ｏｆｃセットされて身元確認及び取引の情報がシー
ケンス状態５１１１の間１こ上位計算機へ伝送されるの
１こ備える。

シーケンス状態５１１１の間のターミナルの動作１ま前
述のシーケンス状態Ｓ５の間の動作と同一なので、その
詳細な説明は繰り返さない。

上位計算機でメツセージを受信した後、ＩＢＭシステム
／３ＴＯ用銀行用端末装置制御システム（ＩＢＭプログ
ラム・プロダクト＃５７９８−ＡＮＨ）を少し変更した
ようなアプリケーション・プログラムが客先の口座番号
を使って中央情報ファイル中の客先のファイルを見つけ
出す。

客先の配録を見つけた後、ターミナルから受信したＥＰ
ＩＮ２フィールドは第５図の流れ図１こ示されるよう蚤
こ中央情報ファイル中１こ貯えられたＥＰＩＮ２フィー
ルドの内容とプログラムをこより比較される。

ターミナルから受信したＥＰＩＮ２フィールドが客先の
口座番号に関して中央情報ファイル中警こ貯えられてい
た４バイトのＥＰＩＮ２フィールドと同一ならば、２番
目の確認の条件が満足され。

客先が実際にその口座を利用する権利を持つ人物である
事の確かな証拠となる。

またターミナルから受信したＥＰＩＮ２フィールドが客
先の口座番号１こ関して中央情報ファイル中１こ貯えら
れていたＥＰＩＮ２フィールドき一致しないならば、２
番目の確認のための条件は満足されない。

この不一致）ま未検出の通信エラー又はターミナル１こ
カードを差し出した人物が間違ったＰＩＮの入力をした
ためであろう。

その理由の如何督こかかわらず、取引はプログラム１こ
よって処理されないで、ＩＩ）メツセージ無効信号がタ
ーミナル１こ伝送するために作られる。

２番目の身元確認が満足な結果を得た後、オンライン銀
行端末用プログラムは要求された取引の処理を進める。

この中には、カード発行時に客先もし”くはカード発行
会社が決定したサイクル当りの最大取引額を、その取引
を含むそのサイクル期間−中に実行された全取引額が越
えるか否かの決定が含まれる。

その他、頻繁過ぎる使用、ＩＤカードの有効期日、及び
要求された増列蚤こ応じられる適切な口座残高のテスト
が含まれる。

これらすべての取引処理ステップは財務データ処理の分
野で周知であって、ＩＢＭ３６０オンライン銀行端末プ
ログラム等のプログラムで実行される。

もしこれらの処理ステップの結果取引が認可されない場
合、ターミナルへ伝送するための不認可メツセージが作
られる。

全部のテストが合格した場合、認可メツセージが作られ
る。

上位計算機からターミナルへの応答メツセージの実際の
伝送は、カード発行モードのシーケンス状態Ｓ６の間の
動作と事実上同一である。

主な相違はターミナル（こ送られる情報メツセージの内
容である。

上位計算機の応答メツセージはターミナルでシーケンス
状態５１１２ｆＣおいて受信され、アドレスＡＯで始ま
る記憶位置に貯蔵される。

上位計算機から通信制御論理を通じて情報の各バイトが
受信される時１通信制御論理の制御バイト検出論理３１
３が、無効、不認可、認可等の制御情報文字を表わすメ
ツセージ清報バイトを検出するため蚤こ付勢される。

無効、不認可又は認可のメツセージ清報バイト］こ応じ
て１通信制御論理１０γはセットＳ母線上１こ信号を付
勢しシーケンス・カウンタ２０１の対応する修飾ビット
をセットしてシーケンス状態のカウント５１１２を修飾
する。

表示論理２０９は修飾されたシーケンス状態５１１２に
おいて修飾ビットで指定される表示を行なう。

取引が認可されなかった場合、上位計算機からのメツセ
ージは後１こ説明のバイトが続く事もある。

それらは希望１こより印刷してもよい。上位計算機から
受信した情報メツセージが最初のバイトとして認可バイ
トを含むならば、ターミナル使用者は、取引を完了する
ため１こ残された必要なステップ例えば必要な信用を拡
大することを行なう。

本発明の身元確認システムで得られる安全性を増大させ
るため１こ、論理２１５で新しく作られた乱数ＲＫＥＹ
暗号化キーが、新しいＥＰＩＮｌ及びＥＰＩＮ２を作る
ため１こＤＥＳ暗号化装置１１５で使用される。

従って、取引を完了するの１こ必要な手動ステップが終
了すれば、シーケンス・カウンタはシーケンス状態Ｓ８
＋ｃ戻り、新しいＥＰＩＮｌ及びＥＰＩＮ２を作るため
１こ以前説明したカード発行モード１こおける各ステッ
プを繰り返す。

シーケンス状態Ｓ８ｔこおいて、乱数キー・カウンタ２
１５で連続的ｆこ作られている新しい乱数キー（Ｒキー
）がＳＢＩにゲートされ記憶位置Ａ２４０及びＡ２４１
ｔこ貯蔵される。

次の一連の論理サイクルをこおいて、ＤｇＳ制御論理２
０γは記憶位置Ａ４０．Ａ４１からＲキーのコピーをカ
ード・バッファ記憶位置Ａ２５７．Ａ２５８ｉこ移す。

以前と同様をこ、新しいＥＰＩＮｌは記憶位置Ａ２５２
からＡ５５＋こ転送され、新しいＥＰＩＮ２は記憶位置
Ａ２４からＡｌ１に貯蔵される。

ＥＰＩＮ２は上位計算機１こ送られ、今の取引に関して
客先の身元確認１こ使用された古いＥＰＩＮ２の代わり
をこ中央情報ファイル記録中１こ貯蔵される。

肯定応答信号が上位計算機からターミナル１こ戻され、
それがエラーを示していないならば１表示論理は表示を
出して、ターミナル使用者がＩＤカードをＭＳＲ／Ｅに
通し次のカード使用１こ備えてカード上１こ新しいＥＰ
ＩＮＩと新しいＲキーとを書き込ませる事を促す。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明をこ従うＩＤカード並び蛋こ本発明が実
施されるターミナル・システムのブロック図。 第２図は本発明１こ従ってＩＤカードの発行と使用をす
るためのターミナルのブロック図、第３図はターミナル
内の制御論理の図。 第４図はＩＤカードを発行する場合の良好な実施例の動
作ステップを示す工程図、第５図はＩＤカードを使用す
る場合の良好な実施例の動作ステップを示す工程図。 第６図はシーケンス母線ビット・パターンとその・意味
を示す図表、第１図はアドレス・ビット・パターンき貯
蔵されるデータとの関係を示す図表。 第８図はシーケンス状態Ｓ４の終りにおける記憶装置の
内容の図表、第９図はシーケンス状態８１１の終りにお
ける記憶装置の内容の図表、第１０Ａ図、第１０Ｂ図、
第１０Ｃ図はそれぞれシーケンス状態Ｓ８，８１０，５
１０６＋こおけるＤＥＳ制御論理の動作を示すタイミン
グ図、第１１図は制御論理１０γの回路の一実施例の図
、第１２図は制御論理２０７の回路の一実施例の図、第
１３図νは第１２図のデコーダの詳細を説明する図であ
る。 １０・・・・・・ＩＤカード、１１，１２，１３・・・
・・・磁気記録トラック、２０，４０・・・・・・ター
ミナル。 ２１．４１・・・−・・キー・パッド、４２・・・・・
・テープ又はフレキシブル・ディスク装置、３０・・・
・・・上位針１算機ｈ ３１・・・・・・記憶装置。

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 Ｉ ＩＤカードからキー及び部分的暗号を読取り。 上記ＩＤカードを使用しようとする人物優こ特有の文字
   を受取り。 上記キー及び上記特有の文字を用いて暗号を計算し。 上記暗号の第１部分と上記ＩＤカードから読取った部分
   的暗号とを比較し。 もし上記暗号の第１の部分と上記部分的暗号とが一致し
   ないならば、上記人物１こよる上記ＩＤカードの使用を
   拒否し。 もし上記暗号の第１の部分と上記部分的暗号とが一致す
   れば、上記暗号の第２の部分と中央のデータ・ベースを
   こ貯蔵されている上記ＩＤカードに関する第２の部分的
   暗号とを中央の計算機で比較し。 もし上記暗号の第２の部分と上記第２の部分的暗号とが
   一致しないならば、上記人物による上記ＩＤカードの使
   用を拒否することによりなるＩＤカードの不正使用を防
   止する方法。 ２ ＩＤカードからキー及び部分的暗号を読取り。 上記ＩＤカードを使用しようとする人物量こ特有の文字
   を受は取り。 上記キー及び上記特有の文字を用いて暗号を計算し。 上記暗号の第１の部分と上記ＩＤカードから読取った部
   分的暗号とを比較し。 もし上記暗号の第１の部分と上記部分的暗号とが一致し
   ないならば、上記人物１こよる上記ＩＤカードの使用を
   拒否し。 もし上記暗号の第１の部分と上記部分的暗号とが一致す
   れば、上記暗号の第２の部分と中央のデータ・ベースに
   貯蔵されている上記ＩＤカード（こ関する第２の部分的
   暗号とを中央の計算機で比較し。 もし上記暗号の第２の部分と上記第２の部分的暗号とが
   一致しないならば、上記人物管こよる上記ＩＤカードの
   使用を拒否し。 もし上記暗号の第２の部分と上記第２の部分的暗号とが
   一致すれば、新しく作られたキー及び上記特有の文字を
   用いて新しい暗号を計算し。 上記新しい暗号の第１の部分及び上記新しいキーを、上
   記部分的暗号及び上記キーの代り１こ上記ＩＤカード上
   に書込み。 上記新しい暗号の第２の部分を上記第２の部分的暗号の
   代り１こ中央のデータ・ベース１こ貯蔵することから成
   る ＩＤカードの不正使用を防止する方法。