JPS6072065A - 個人識別番号の有効性を検査する方法 - Google Patents

個人識別番号の有効性を検査する方法

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JPS6072065A
JPS6072065A JP59171019A JP17101984A JPS6072065A JP S6072065 A JPS6072065 A JP S6072065A JP 59171019 A JP59171019 A JP 59171019A JP 17101984 A JP17101984 A JP 17101984A JP S6072065 A JPS6072065 A JP S6072065A
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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、一般にＰ　ＯＳ　（ｐｏｉｎｔ　ｏｆ　５ａ
ｌｅ＞システム及び電子式銀行預金振替システム、特に
このようなシステムの利用者個人の確認に関する。
［従来技術］ 電子式銀行預金振替（Ｅｌ’ｉ’Ｔ）は、取引を確認す
る時点で、顧客及びサービス提供者の取引口座の借方と
貸方に直接記入するシステムの名称である。これらの取
引口座は銀行またはクレジット・カード会社の中央処理
システムに保持され、中央処理システムは、小売業者ま
たはサービス提供者のデータ処理装置の専用ネットワー
クに接続される。従って、取引に際して現金または小切
手を扱わなくてもよい。
Ｐ　ＯＳ　（ｐｏｉｎｔ　ｏｆ　５ａｌｅ）は、小売業
者の勘定台すなわち販売台の現金箱（引出し）が直結さ
れているデータ処理システムの名称である。これは。
現在の取引の細部を在庫管理に用いたり、局所的に保持
された顧客の取引口座を更新したり、小売業者の取引の
流れを監視したりすることができる。
Ｔ）ＯＳターミナルは、Ｅ　Ｆ　Ｔターミナルに必要な
機能を含み、ＥＦＴネツ１−ワークならびにその地方の
小売業者のデータ処理システムに接続することができる
。
簡単な使用例として、銀行又はクレジットカード会社の
各々が、欧州公開特許第３２１９３号に説明されている
ような、それ自身のネットワークを有し、銀行の顧客の
各々は、そのネットワークでだけ使用できるクレジット
カードを保持する。
欧州公開特許第３２１９３号は、利用者（顧客）及び小
売業者がそれぞれ暗号キ一番号、即ち小売業者キーＫｒ
及び利用者キーＫ　ｐを持ち、それらがホスト中央処理
装置（ＣＰ　Ｕ）のデータ記憶装置に利用者口座番号及
び小売業者取引番号と一緒に記憶されるシステムを説明
している。これらのキーは、小売業者の取引ターミナル
とホストＣＰＵの間で伝送されるデータを暗号化するの
に使われる。このシステムを利用できるのは、明らかに
、利用者すなわちホストＣＰＵに自己の識別番号と暗号
キ一番号とを記憶された顧客だけである。利用者数が増
大するにつれて、対応するキーと識別番号の調査に要す
る時間が長くなるので、最適なオンライン取引処理咎維
持するためには、利用者数に関して一定の限度がある。
前記システムは、１つのドメイン（定義域）に過ぎず４
個人識別番号（Ｐ　Ｉ　Ｎ）の使用を含むものではない
。利用者の身元確認はホストＣＰＵで行なわれるので、
ＰＩＮがなければ利用者がその盗まれたカードを取引に
使用するのに何の障害にもならない。
欧州公開特許第１８１２９シ’ｒ　（ＭｏＬｏｒｏｌａ
社）は通信回線上のデータの安全を図る方法を説明して
いる。ダイヤル呼出式のデータ通信ネットワークのブラ
イバシ及び安全は、利用者またはターミナルの、１次暗
号キー及び識別コードによって確保される。有効な識別
コードと１次暗号キーの対のリストはＣＩ’）　ｔＪに
保持される。、ＣＩ）　ｔＪに送られた識別コードと１
次暗号キーの対は、ＣＰＵに記憶された識別コードと１
次暗号キーの苅と比較される。ターミナルから送られた
暗号化されたデータをＣＰ’Ｕが受取る前に正確な比較
一致が要求される。ネジ１−ワークを介して送らＪｉ、
るデータは全て暗号化され、関連した利用者キーまたは
ターミナル・キーを用いることにより権限のないアクセ
スを防止する。
前記システムは、全てのターミナル・キー（または利用
者キー）をホストＣＰＵで識別しなければならないとい
う１つのドメインである。それ故、前記欧州公開特許（
第１８１２９号）に記述された着想には、複数ホスト環
境も交換問題も含まれていない。
英国特許出願筒２０．５２５１３Ａ号（Ａｔａｌｌ、ａ
Ｔｅｃｈｎｏｖａｔｉｏｎｓ社）は、前述の２つの欧州
公開特許に説明さ九でいるようなネットワークにおいて
ステーションからステーションへ普通文で即ち非暗号文
で個人識別番号（Ｐ　Ｉ　Ｎ）のような利用者識別情報
を伝送することを必要としない方法及び装置を説明して
いる。ＰＩＮは利用者のステーションでランダム（無作
為）に生成された数を用いて暗号化され、その暗号化さ
れたＰｌ、Ｎ及びランダム数が処理ステーションに送ら
れる。処理ステーションでは、包括的に適用されるもう
１つのＰＩＮが、受取ったランダム数を用いて暗号化さ
れ。
受取った暗号文のＰＩＮと包括的な暗号文のＰＩＮを比
較することによって、受取ったＰ　Ｉ　Ｎが有効である
かどうかが決定される。
このシステムは個人キーを使用しないので、暗号として
十分に安全なシステムにするためには、ラング１１な、
少なくとも１４キヤラクタ（各４ビツト）を有するＰＩ
Ｎが必要である。これは、利用者の人間的要因の観点か
らは不利であり、そのような長いキャラクタ・ストリン
グを記憶するという困難を伴ない、かつ無意識に間違っ
たストリングを入力する可能性が非常に大きい。利用者
が容易に記憶できる句（ｐｌ＋ｒａｓｃ）がｉ）　Ｉ　
Ｎとして使用される場合、約２８キヤラクタが必要であ
る。
情報を記憶すること自体は問題ではなくても、そのよう
な長いデータ・ストリングを入力することは、人間的要
因としての問題が依然として残されている。
前記英国特許出願に説明された方式により可能になった
ＥＦＴシステムは、」つのホスＩ−ＣＰ　Ｕが全ての利
用者、すなわち小売業者及び顧客の双方の取引口座を保
持するものに制限される。
多くのカード発行企業体（銀行、クレジットカード会社
等）が接続され、かつ電話交換のような切換ノードによ
って多数の小売業者が接続されているＥＦＴシステムで
は、非常に多くの保全上の問題が生じる。
ＰＣＴ公開番号ＷＯ３１１０２６５５号（Ｍａｒｖｉｎ
　Ｓｅｎｄｒｏｗ社）は、入力ターミナルでＰＩＮが少
なくとも１回は暗号化される複数ホスト・複数利用者シ
ステムを説明している。取引を正当と認めて許可するの
に必要なデータはホスト・コンピュータに転送され、ホ
スト・コンピュータは、暗号化されたＰＩＮを含めて、
取引を解読し、正当と認めるのに必要とされるデータを
、記憶されたデータ・ベースからアクセスする。各ター
ミナルには、秘密のターミナル・マスク・キーが維持さ
れなければならない。ホスト・コンピュータには、これ
らのマスク・キーのリストも維持される。
ターミナル・キーが管理されてないため、それがカード
発行ホストに知らされていないような複４’、！Ｌ’な
システムでは、カード発行企業体のホスト・コンピュー
タの各々にターミナル・マスク・キーのリス］・を維：
持することは、明らかに困難なタスクである。
欧州公開特許第５５５８０秒（ｌｌｏｎｅｙｔｚｅｌｌ
Ｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ　Ｓｙｓｔｅｍｓ社）は、入力
点ターミナルでＰＩＮ（ｉｌｌｉ認を行なうことにより
、ネットワーク内でのＰＩＮ情報の伝送を不要にするこ
とについて説明している。これは、銀行識別番号（ＢＩ
Ｎ）、利用者口座番号（ＡＣＣＮ）及びＰＩＮオフセッ
ト番号を磁気ストライブ上にコード化したカードを利用
者ごとに発行することにより行なわれる。
Ｉ）　Ｉ　Ｎオフセラｌ−は１）ＩＮ、ＢＩＮ及びＡＣ
：ＣＮから割算される。利用者はターミナルに接続され
たキーボードでＩ）　Ｉ　Ｎを入力し、ターミナルはカ
ードからＰＩＮオフセット、１３１　Ｎ及びＡＣＣＮの
読取りも行なう。そして、ターミナルは、利用者が入力
したＰＩＮ、カードから読取られたＢＩＮ及びＡＣＣＮ
からＰＩＮオフセットを再計算する。もし、再８１算さ
れたＰｉＮオフセットが、カードから読取られたＰＩＮ
オフセットと同じなら、ＰＩＮは確認されたことになる
。この方法では、取引を正当と認めることにシステムが
関与しないという点、ならびにＰＩＮオフセットがＰＩ
Ｎ、ＢＩＮ及びＡＣＣＮから計算されることが知られる
と、プロセスの知識がある者ならば、誰でも、有効なＰ
ＩＮを有する不正なカードを偽造することができるとい
う点で、不利である。
マイクロ回路チップ技術の進歩により、今日では、磁気
ストライブに利用者データを記憶させる代りに、利用者
カードに読取専用記憶（ＲＯ８）を有するマイクロプロ
セッサを内蔵させることが可能になった。ＥＦＴターミ
ナルにカードを入れ、電力及びデータ伝送インタフェー
スの接続が適切になされると、このマイクロプロセッサ
は動作可能になる。カードのマイクロプロセッサはＲＯ
８に記憶されている制御プログラムにより制御される。
また、利用者及び発行者の識別も、他の情報と一緒にＲ
Ｏ８に記憶することができる。
マイクロプロセッサを含むこのようなカードの例は、英
国特許出願用２０８１ｇ４４Ａ及び同第２０９５１７５
Ａ号に示されている。
欧州特許出願節８２３０６９８９．３号（ＩＢＭ）は、
ネットワークを介してｌ）　Ｉ　Ｎを直接転送しない電
子式銀行預金振替ネットワークの取引ターミナルに入力
したＰＩＮの有効性を検査する方法及び装置について説
明している。Ｉ）ＩＮ及び個人取引口座番号（Ｐ　Ａ　
Ｎ）によりｆｌ可パラメータ（ＤＡＰ）が取出される。
特異なメツセージがＰＡＮと一緒にホスト・プロセッサ
に送られ、ＰＡＮは、そこで有効許可パラメータ（ＶＡ
Ｐ）を識別するのに用いられる。■Δ１）は、送ら１し
たメツセージを符号化するのに用いられ、その結果（メ
ツセージ確認コードＭ　Ａ　Ｃ）が取引ターミナルに返
送される。取引ターミナルは、Ｉ）ＡＰを用−１でメツ
セージを符号化することにより、並列に取出されたメツ
セージ確認コード（１）　Ｍ　Ａ　Ｃ）を生成する。Ｄ
ＭＡＣとＭＡＣは比較され、その結果はＰｌ、Ｎの有効
性を決定するのに用いられる。
このようなシステムでは、ＤＡＰならびにＶＡＰの生成
は、短かいＰＩＮにだけ依存しているので暗号としては
弱体である。更に、ＥＦＴ取引ターミナルは、識別カー
ド上の全情報にアクセスできるので、それがそのシステ
ムにおける保護上の弱点とみなされることがある。本発
明は、カード上のポータプル・パーソナル・プロセッサ
内に個人キー・データを記憶し且つそのキー・データを
カード上で処理することにより、そのような欠陥を克服
しようとするものである。
複数（マルチ）ドメインの通信ネットワークはどれも、
そのようなドメインにデータ・プロセッサが含まれ、暗
号的に安全な伝送が行なわれる場合、交差ドメイン・キ
ーを確立することが必要である。交差ドメイン・キーを
生成、使用する通信保護システムは米国特許第４２２７
２５３号（ＩＢＭ）に説明されている。すなわち、この
米国特許は、各ドメインがホスト・システム及びその関
連プログラム資源ならびに通信ターミナルを含むマルチ
・ドメイン通信ネットワークにおける相異なるドメイン
相互間のデータ伝送のための通信保護システムを説明し
ている。ボスト・システム及び通信ターミナルは、各々
がマスク・キーを有するデータ保護装置を含み、種々の
暗号命令を実行することができる。ある［つのドメイン
のホスト・システムが別のドメインのポスト・システム
との通信を希望すると、共通セツション・キーが両ホス
ト・システムで確立され、暗号命令を実行することがで
きる。これは、両ボスト・システムに既知の、相互に一
致した交差ドメイン・キーを用いて行なわれるが、各ホ
スト・システムはそのマスク・キーを他のホスト・シス
テ１１に知られなくてすむ。交差ドメイン・キーは、送
信ホスト・システムでは１つのキー暗号化キーによって
、ならびに、受信ホスト・システ１１では別のキー暗号
化キーによって暗号化される。送信ホスト・システムは
、暗号化されたセツション・キーを作成し、受信ホスト
・システムへの伝送のためにそのセツション・キーを交
差ドメイン・キーにより再暗号化するための変換機能を
実行する。受信ホスト・システムでは、交差ドメイン・
キー及び受取ったセツション・キーを用いて変換機能を
実行し、交差ドメイン・キーによる暗号化から、受信ホ
スト・システムのマスク・キーによる暗号化へ、その受
取ったセツション・キーを再暗号化する。この時点で、
両ホスト・システムにおいて使用可能な形式で得られる
共通のセツション・キーにより、通信セツションが確立
され、両ホスト・システム間の暗号動作を進めることが
できる。
［発明が解決しようとする問題点］ 前述のように従来技術には多くの欠点があり、これらが
、本発明が解決しようとする問題点である。
本発明は、ＰＩＮをネツ１−ワークに知られずに、発行
者のデータ処理センタから遠隔のターミナルで、ＰＩＮ
を検査できる利点を有する。これは、検査される個人キ
ー（ＫＰ）及びＰＩＮを構成要素として含む確認パラメ
ータを生成する一方向暗号機能の使用によって可能にな
る。
一方向機能は、その機能を実行するのに用いたパラメー
タを推論４する方法がない機能であると定義される。
取引ごとにターミナルと発行者で生成された取引変形パ
ラメータの使用により、システムの保護レベルが高めら
れる。取引ごとに変化する入力によって、確認パラメー
タは、現在の取引に関連していること、そしてシステム
で予め生成されてはおらず、後に不正使用されるおそれ
がないことが保証される。また、ターミナルにおいて、
受取った取引変数確認パラメータと再生されたそれとを
比較するーことにより、正しい取引変数確認パラメータ
を発行者が受取り、ターミナルに返送したことが保証さ
れる。
本発明によって、データ通信ネッ１−ワークを介してデ
ータ処理センタに接続されたターミナルにおいて、電子
式銀行預金振替（ＥＦＴ）システムに入力された個人識
別番号（ＰｉＮ）の有効性を検査する方法が堤供される
。このＥ　Ｆ　Ｔシステムの各利用者は、個人キー（Ｋ
ｌ））及び個人取引口座番号（１）ＡＮ）が記憶されて
い−る安全なインテリジェント銀行カードを有し、デー
タ処理センタは、ＰＬＮ及びＫＰのマスタ・リスト、す
なわちＰＡＮによって索引されたＰＩＮ及びＫ　Ｐの論
理機能を保持する。
［問題点を解決するための手段］ 本発明により、前述のＰＩＮの有効性を検査する方法は
次のステップを含む： （１）　カードからターミナルを介してデータ処理セン
タへＰＡＮを転送する。
（２）データ処理センタで一方向の暗号化機能によって
、Ｐ　Ｉ　Ｎ及びＫＰに直接依存する取引変数確認パラ
メータ（ＴＡＰ）を生成する。
（３）　ＴＡＰをターミナルに転送するとともに、ター
ミナルにＴＡＰを記憶する。
（４）　ターミナルでＰＩＮを入力するとともに、ＰＩ
Ｎをカードに転送する。
（５）入力したＰＩＮ及び記憶されているＫＰに直接依
存する取引変数確認パラメータ（ＴＡＰＣ）をカードで
生成する。
（６）　ＴＡＰｃをカードからターミナルに転送し、タ
ーミナルにおいて、データ処理センタがら受取ったＴＡ
Ｐとカードから受取ったＴＡＰｃを比較し、両者が等し
ければ、入力したＰＩＮが有効であったことを表わす。
［実施例］ 本明細甲）において使用される略語は次のとおりである
： ＡＰ＝確認パラメータ（Ｉ）ＡＮ、ＫＰ及びＰＩＮから
生成される） Ｂ］、Ｄ＝銀行またはカード発行者の識別コードＫＩ＝
交換キー ＫＰ−個人キー ＫＭＯ＝ポスト・マスタ・キー ＫＭ１＝第１＝ホスＩ・・マスク・キー変形ＫＭ２＝第
２のホスｉ〜・マスタ゛キー変形ＫＭ３＝第３°のボス
ト・マスク・キー変形Ｋ　Ｍ　Ｔ　＝ターミナル・マス
ク・キーＫ　Ｓ　＝セツション・キー Ｋ　Ｓ　Ｔ　Ｒ］　＝取引セツション・キー１（ＴＬｅ
ｒｎ＋、ｃ　ａ　ｒ　ｄ及びＫ　’ｌ”　Ｒ１から生成
される） Ｋ　ＳＴ’Ｒ２’＝取引セツシヨン・キー２（ラング　
□ムに、または擬似ランダムに生成 される） ＫＳＴＲ３＝取引セツション・キー３　（Ｔｉｓｓ、ｔ
ｅｒｍ、　ｃａｒｄ及びＫＴＲ２から生成される） ＫＴＲ１＝取引キー１　（ＰＡＮ及びＫＰがら生成され
る） ＫＴＲ２＝取引キー２　（ＰＡＮ、ＫＰ及びＰＩＮから
生成される） ＭＡＣ＝メツセージ確認コード ＰＡＮ＝個人取引口座番号 ＰＩＮ＝利用者の個人識別番号 Ｔｃａｒｄ　＝バンクカードによって生成された時間変
数情報 Ｔｉ５ｓ　＝：発行者によって生成された時間変数情報
Ｔｔｅｒｍ　＝ターミナルによって生成された時間変数
情報 Ｔｔｅｒｍ、　ｃａｒｄ　＝一方向機能を用いてＴシｅ
ｒｍ及びＴｃａｒｄから生成さｔｂた時間変数情Ｔｉ５
ｓ、ｔｅｒｍ、　ｃａｒｄ＝Ｔｉｓｓ及びｌｅｒｍ、　
ｃ’ａｒｄから生成された時間変数情報 ＴＡＰＩ一時間変数確認パラメータ（Ｔｔｅｒｍ、ｃａ
ｒｄ及びＡ　Ｉ’）から生成される）ＴＡＰ２＝時間変
数確認パラメータ（Ｔｉｓｓ。
ｔｅｒｍ、ｃａｒｄ及びＴＡＰＩから生成される） ’ｒＩ　Ｄ　＝ターミナル識別コード Ｓ　Ｅ　Ｑ　ｌ：ｃｒｍ−ターミナル・シーケンス番号
５ＥＱｉｓｓ＝発行者シーケンス番号 第１図では、カード発行機関のデータ処理センタ、すな
わちＣＩＡＤＰＩＯを、パケット交換通信ネットワーク
Ｐ　Ｓ　Ｓ　１２からネットワーク・ノード１４を介し
て小売店コン１〜ローラ１６に接続するＥＩ？Ｔネッ１
−ワークが示されている。各小売店コントローラ１６は
、電源及び人出カ装置を含むインタフェースを有する小
売店のＥＦＴ取引ターミナル１８に直結され、カート発
行機関の１っが発行した個人識別カードに含まれたポー
タプル・マイクロプロセッサＰＰＭ２Ｏと通信する６ま
た、小売店コントローラ１６を小売業者自身のデータ処
理センタのＤＰシステム２２に直結することもできる。
第２図に、該ネットワークの小売店構成要素が拡大して
示されている。ＥＦＴ取引ターミナル１８には、ＥＦＴ
モジュール２６を含むとともに消費者モジュール２８に
接続される販売点の勘定ターミナル２４が含まれるので
、利用者はこのモジュールでデータをキー人力すること
ができる。また、小売店コンピュータすなわちＥＦＴ取
引ターミナル１８は照合（ｅｎｑｕｉｒｙ）ステーショ
ンすなわちＦ、ＦＴモジュール３０を含み、そのＥＦＴ
モジュール３０は消費者モジュール２８に接続されるの
で、利用者は、例えば、購入前に自己の取引口座の現在
高またはクレジット限度額を照合するなど、カード発行
機関と直接に対話することができる。
消費者モジュール２８は、例えば、現在一般に使用され
ている電子卓上ｎＩ算機、リモートＴＶセレクタ等のよ
うに、複数個（例えば１２個）の押ボタンキーと液晶表
示を備えた携帯用モジュールである。
ＥＦＴモジュール即ちＰＯＳターミナルの各々は、それ
自身のマイクロプロセッサ、暗号化／解読モジュール及
びＲＯ８ならびにＲＡＭを備えている。ネツｌ−ワーク
・ノードはＩＢＭシリーズ１処理装置（ＩＢＭは登録商
標である）のような大容量のプロセッサを有する。
本発明の良好な実施例では、カード発行機関は利用者ご
とに個々の利用者カードを作成す′る。このカードには
、パーソナル・ポータプル・マイクロプロセッサ、ＲＯ
８，ＲＡＭ及び暗号装置が含まれる。各利用者のＲＯ８
には、個人キー（ＫＰ）、利用者識別コードすなわち個
人取引口座番号（Ｐ’Ａ　Ｎ）及びカード発行者の識別
コード（Ｂ　Ｉ　Ｄ）が記憶されている。また、ＫＰ及
びＰＡＮは、カード発行機関のデータ処理センタに、個
人識別番号（Ｐ　Ｉ　Ｎ）と−緒に記憶される。Ｂ　Ｉ
　Ｉ）は、ＥＦＴネットワークのためにカード発行機関
のデータ処理センタを識別するコードである。
ネットワーク内の各装置は、ネットワーク内でメツセー
ジを伝送するのに使われる識別コードを有する６ また、ＥＦＴモジュールには、前に述べたように、マイ
クロプロセッサ、ＲＡＭ、ＲＯ８及び暗号装置が含まれ
ている。ネツ１−ワーク内で用いる暗号技術の程度に応
じて、小売店コントローラ１６及びＰＳＳのネットワー
ク・ノード１４にデータ処理装置と暗号装置が設けらｊ
する。
取引メツセージの安全な伝送を行なうためにＥＦＴネッ
トワークをセツ！−アップする場合、それぞれのネット
ワーク・ノードで使われる識別番号及び暗号キーを生成
することが必要である。これらは下記のような、予め生
成された数値である：ＡＰ：カード発行機関で生成され
、 ＥｐｒＮｓｘｐ　（Ｐ　Ａ　Ｎ　）　ｅＰ　Ａ　Ｎと定
義される。
Ｋ工：交換、発行者、取得者（ａｃｑｕｉｒｅｒ）で生
成される。
ＫＰ：発行機関で生成される。
ＫＭＯ＝発行者、取得者、交換で生成される。
ＫＭＴ：取得者で発行される。
ＫＴＲＩ：発行者で生成され、　′ Ｄ　ｋｐ　（Ｐ　Ａ　Ｎ　）　Φ　丁’ＡＮと定義され
る。
ＫＴＲ２：発行者で生成され、 Ｄ？ＮＩ］１ｌｘｐ　（ＰＡＮ十、　ｌ　）の（ＰＡＮ
＋　１　）と定義される。
ＰＡＮ：発行者で生成される。
ＰＩＮ：発行者で生成される。
’Ｉ”　Ｉ　Ｉ）　：取得者で生成さＪ＋、る。
ただし、■はモジュロ２の加算を意味し、＋はモジュロ
２′＋４の加算を意味する、。
システ１１の初期設定に際し、１（Ｉ）、ＰＩＮ及びＰ
ＡＮの数値は、各利用者カードに独特のＡＰ、ＫＴＲｌ
及びＫ　ＴＲ２を生成するのに用いられる。
数値ＡＰ、ＫＴＲ１及びＫ　ＴＲ２は、発行者のデータ
処理センタに記憶され１発行者のマスター・キーの第２
の変形（ＫＭ２）によって暗号化され、利用者のＰＡＮ
に包含される。また、各利用者のＰＡＮ、ＰＩＮ及びＫ
Ｐの値は、バックアップのために（例えば、金庫または
金庫室に）オフラインで格納され且ついったんＡＰ、Ｋ
ＴＲｌ及びＫＴＲ２が生成されると、主記憶から消去さ
れる。
カードごとに、独特のＰＡＮ及びＫＰがカードのＲＯ８
に記憶される。
各利用者は、独特のＰＩＮを別個に格納するか、または
覚えておかなければならない。
独特のＴＩＤ及びＫＭＴは、各ターミナル及び関連する
取得者に記憶される。
処理ノードごとの独特のＫＭＯは、そのノードすなわち
発行者、取得者及び交換に記憶される。
取引が行なわれている間、これらの値及び他の値のいく
つかが、記憶された値に基づいて、ネットワーク内の適
切な場所に動的に生成される。
第１図のシステム構成は、大規模な小売店の末端がそれ
自身の″店内”データ処理システムを有する完全な組織
を示す。この場合、小売業者のデータ処理（ＤＰ）シス
テムは取得者とみなされ、ＰＳＳのネットワーク・ノー
ドは交換とみなされる。
小さな小売業者がＩ）　Ｓ　Ｓのネジ１−ワーク・ノー
ドに直結された１つだけのターミナルを有する場合のよ
うな、より簡単な組織では、取得者と交換の機能は結合
され、取得者と交換の間の交差ドメインを必要としない
。
下記の暗号命令が発行者、取得者及び交換のホスト・シ
ステｌ＼で使用可能である。
″データを暗号化する”　（Ｅ　ＣＰ　Ｈ）命令：Ｅ　
ＣＰ　Ｉ（：　［ＥｋＨｏＫ、　ｘｉ、　ｘ２　・・　
・・　、　Ｘｒｌコ−＋ｌＥ、Ｘ、、ｒ：、（ｘ２■１
・、Ｖ、Ｘｘ　）、・・・・、！Ｅ＋＜（ＸｎΦｋＸｎ
−１） ″データを暗号解読する″（しＣＰ　Ｉ−１）命令：Ｄ
　ＣＰ　Ｈ：　［ＥＫＭｏＫ、Ｙ□、　Ｙ２、・・　・
・　、　Ｙ０コ−）ＤＫＹ、、ｐｉ＜（Ｙ、）ｅＹｌ、
・・・・ＤＫ（Ｙ１］）ｅＹｒｌ−１“マスク・キーを
セラ１−する”　（Ｓ　Ｍ　Ｋ　）命令：ＳＭＫ：　［
ＫＭＯコ暗号キーＫＭＯをマスタ・キー記憶に書込む。
“マスク・キーによって暗号化する”（ＥＭＫＯ）命令
： ＥＭＫＯ：　［Ｋ］→ＥＫＨｏＫ ″マスタ・キーから再暗号化する”　（ＲＦＭＫ）命令
： ＲＦ　Ｍ　Ｋ　：　［ＥＫＨｌＫＮ、　ＥＫＨｏＫ］→
Ｅ、、に１′マスク・キーに再暗号化する”　（ＲＴＭ
Ｋ）命令： ＲＴＭＫ　：　［ＥｋＨｚＫＮ、　ＥＫＮＫ］→ＥＶ、
Ｍ。Ｋ″セツシヨンキーを変換する”　（ＴＲ８Ｋ）命
令： Ｔ　ＲＳ　Ｋ　：　［ＥＫＭ３ＫＮｌ、ＥＫＮＩＫＳ、
　Ｅ、Ｍ１ＫＮ２］→ＥＫＮ２ＫＳ 欧州特許出願第８２１１０８／４９号はこの′■゛Ｒ８
Ｋ機能を実行するシステムについて説明している。
下記の暗号命令がターミナルで使用可能である：“キー
を直接ロードする”　（ＬＫＤ）命令＝ＬＫＤ：　［Ｋ
］暗号キーＫを作業用キー記憶にロードする。
″マスタ・キーを書込む”　（ＷＭＫ）命令：ＷＭＫ：
　［ＫＭＴｌ暗号キーＫＭＴをマスタ・キー記憶に碧込
む。
゛′キーを暗号解読する”　（ＤＥＣＫ）命令：ＤＥＣ
Ｋ：　［Ｅｇ＋ｒｒＫ］ターミナル・マスタ・キーＫ　
Ｍ　ＴによってＥＫ）１１Ｋを暗号解読し１回復された
暗号キーＫを作業用キー記憶にロードする。
″暗号化する”（ＥＮＧ）命令： ＥＮＣ：［Ｘ□、Ｋ２、・・・・、Ｘ２０ＥＫ１．ＩＸ
□、ｋｌ−１（Ｘ２０ＥＫ１．Ｉｘ□）、・・・・、Ｅ
Ｋ、４（ＸｎΦｋ１．ｌ　（Ｘｎ−ｘ　））ただし、Ｋ
Ｗは作業用キー記憶内の現在作業中のキーである。
″′暗号解読する”（＋）ＥＣ）命令：ＤＥＣ：［Ｙ、
、■７、・・・・Ｙ１１］→Ｉ）Ｋ１．Ｉ　（Ｙｌ　）
、ｋｈ（Ｙ２）ｅＹ５、・・・・１）Ｋｈ（Ｙｎ）　ｅ
Ｙｒ＋−ｘ （注）：ＫＷは前記に同じ。
″データを暗号化する”　（］！：　ＣＩ）　ＩＩ　）
命令二Ｅ　ＣＰ　Ｈ：　［ＥｘＨ丁に−Ｘｌ、、Ｋ２．
　・・・・、　Ｘ　ｎ　］→ｋ（Ｘｌ）、ｋ　（Ｘ−ｅ
ＥＫ　（Ｘｘ　））、・・・・、ＥＫ　（ＸｎｅＥＫ（
Ｘｎ−０））゛データを暗号解読する”（ＤＣ，ＰＨ）
命令：ＤＣＰＨ：　［ＥｋＭｔＫ、Ｙ、、Ｙ２、・・・
・、Ｙｎ］→Ｄに（Ｙｌ）、ＤＫ（Ｙｚ）ｅＹ−５・・
・・、ＤＫ（Ｙ　ｎ）　ｅＹ　ｎ−４ 発行者に保持された数値は、プロセッサのマスタ・キー
ＫＭＯまたはマスク・キー変形ＫＭ２によって暗号化さ
れて記憶される。第３図は、一般的な解読／暗号化ロジ
ックを示す。感知可能な数値（Ｑ）はＫＭ２によって暗
号化され、暗号文ＥＫＭ２Ｑとして記憶される。この暗
号文は解読器３０１においてＫＭ２をキーとして使って
解読され、普通車の形式で値Ｑが得られる。更に、Ｑを
キーとして暗号化され変数ＫＥＹ即ち暗号文ＥＱＫＥＹ
が解読器３０２においてＱをキーとして解読され、普通
車ＫＥＹを生じる。ＫＥＹは暗号器３０３においてマス
タ・キーＫＭＯをキーとして暗号化され、暗号文ＥにＨ
，Ｋ　Ｅ　Ｙを生じる。この第１の動作はＲＴＭＫ機能
と呼ばれる。
次にｆ蛭読器３０４において、ＫＭＯをキーとして暗号
文ＥＶ、ＨｎＫＥＹを解読し、暗号文３０５においてそ
の解読されたＫ　Ｅ　ＹをキーとしてＱ２を暗号化し、
暗号文ＥＫＲＹＱ２が生じる。この第２の動作はＥ　Ｃ
Ｐ　０機能と呼ばＡしる。
これらの命令は全て、暗号保護が施されたバー１くウェ
ア回路（暗号装置または保護モジュールと呼ばれる）で
行なわＡしるので、Ｑ及びＫＥＹは普通車で現われるが
、そのハードウェア回路９外部から入手することはでき
ない。
第４図はＲＦＭＫ命令の動作シーケンスを示す。
ＫＭＩによって暗号化され、記憶さＡしたキーＫＩ（Ｅ
Ｖ、ｌ１１に工）はＭ読器４０１に才♂いて１（Ｍｌを
キーとして用いて解読され、ＫＩを普通車で生じる。又
、Ｋ　Ｍ　Ｏによって暗号化され、記憶された、もう１
つのキーＫＥＹ（Ｉζ９．。Ｋ　Ｅ　Ｙ　）は、解読器
４０２においてＫＭＯをキーとして用いて解読される。
その結果生じたＫ　Ｅ　Ｙは、暗号器４０３においてに
１をキーとして用いて暗号化され１三□ＫＥＹを生しる
。
システムを初期設定するプロセスの一部分として、取得
者（または他のノード）は、取得者システムに関連する
全てのターミナルのための１組のターミナル・マスク・
キー（Ｋ　Ｍ　Ｔ、　）を生成する。これらのキーは、
″マスタ・キーを暗号化する”　（ＥＭＫＩ）命令によ
り、取得者マスク・キ（Ｋ　Ｍ　Ｏａｃｑ）の第１の変
形（Ｋ　Ｍ、　１　ａｃｑ）によって暗号化され、下記
の結果を生成することにより保護される： ＥＭＫｌ：［ＫＭＴｉ］→ＥＫＭ、ＢｃｑＫＭＴｉ暗号
文の即ち暗号化されたターミナル・キーは、暗号演算で
用いるのに必要となるまで、取得者の暗号データ・セラ
１〜に記憶される。各ターミナルは、取得者によって生
成されたそれ自身のＫＭＴｉを安全な記憶装置内に記憶
する。
取得者と要求ターミナルの間にセツションを確立すべき
場合は、安全なデータ通信のため取得者とそのターミナ
ルの間に共通のセツション・キー（ＫＳ）を確立するこ
とが必要である。従って、取得者は擬似ランダムまたは
ランダム数を生成させる。これは、第２のファイル・キ
ーＫＮＦａｃｑによって暗号化されたセツション・キー
、すなわちＥＫＮＦ　ａｃｑＫ　Ｓであると定義され、
通信セツション中、暗号命令の取得者に保持される。セ
ツション・キーを安全に要求ターミナルに送るために。
取得者は、セツション・キーを、取得者の第２のファイ
ル・キーによる暗号から、ターミナル・マスク・キーに
よる暗号へ、すなわちＥＫＮＦ　ａｃｑＫＳからＥＫＭ
ｙ　＋　Ｋ　Ｓへ再暗号化する変換命令を実行する。こ
の変換命令は下記のように定義されることがある： ＴＲ５Ｋ：［ＥＫＨＨ：＋ａｃｑＫＮＦａＣＱ−ＥＫＮ
Ｆ　ａｃｑＫ　Ｓ　。
Ｅ　Ｋ＋ｕ＋ｔａｃｑＫＭＴｉ］→Ｅｘ＋４ｔ＋ＫｓＫ
ＳはここでＫ　Ｍ　Ｔ　ｊによって暗号化されるので、
通信回線を介して伝送され、要求ターミナルを通信セツ
ションの取得者に結合することができる。
ＥＦＴネッ１−ワークがセラ１ヘアツブされて初期設定
が完了すやと、すなわち、予め生成された値がそれぞれ
の場所に記憶されると、ＥＦＴ取引を行なうことができ
る。各ターミナルは、そのターミナルで開始された各取
引メツセージのＳＥＱｔｅｒｍを供給するシーケンス番
号カウンタを有する。各ホストも、そのホストのデータ
処理センタで生成された各取引メツセージ（Ｍｒｅｓｐ
）の５ＥＱｉｓｓを供給するシーケンス番号カウンタを
有する。これらのＳＥＱ番号は、監査のために供給され
るものであって、本発明とは直接には関連しない。
ネットワーク中のメツセージの有効性を検査する良好な
方法は次のとおりである： ＰＯＳターミナルで、顧客の利用者カードがＥＦＴモジ
ュールに挿入されると、取引が開始される。カードを挿
入することによって、電源とデータ・バスがパーソナル
・ポータプル・マイクロプロセッサ（ＰＰＭ）に接続さ
れる。
ＰＰＭ２Ｏ（１図）の動作ニ ステップＣ１：　Ｔｃａｒｄを生成し、この変数を、カ
ード発行者識別コード（ＢＩＤ）、個人取引口座番号（
ＰＡＮ）と−緒にＥＦＴターミナルに転送する。クレジ
ット限度額のような他の情報も、この時点で転送するこ
とができる。
Ｔｃａｒｄは時間変数量であり、本発明の方法は、時刻
機構のような凹界標準時とは異なった時間変数量を用い
る。この方法によって、所望の時間変数情報を生成する
幾つかの生成プログラムの間の同期問題が回避される。
各ノード（ＰＰＭ２Ｏ、ＥＦＴターミナル１８及びカー
ド発行者のデータ処理センタＣＩ　Ａ　１．）　Ｐ　Ｌ
　Ｏ）は、それ自身の時間変数量”Ｉ’　ｃａｒｄ　、
Ｔ　ｔｅｒｍ及びｌ’、Ｌｓｓを、それぞれ生成する（
希望によっては、監査のために時刻機構における値を含
んでもよい）。
それぞれのノードで、暗号命令を用いて、これらの３種
類の量の種々の値を組合せることにより、時間変数量が
得らＪしる。
Ｅ　ＦＴツタ−オーにモル」芽−，１−ｊ４）の動作ニ
ステップＴ　１　：　−１’　ｔｅｒｍを生成するとと
もに、Ｔｃａｒｄ、と１’ｔｅｒｍを組合せたｌ’ｔｅ
ｒｍ、’ｌ”　ｃ　ａｒ　ｄを生成する。Ｔｔｅｒｍ、
Ｔ’ｃａｒｄの生成は第５図に示されている。変数”Ｉ
”ｃ＋ｉｒｄは、暗号器５０１において変数Ｔ　ｔｅｒ
ｍを暗号キーとして用いて暗号化される。この動作を行
なうには、下記のように、ＬＫＤ命令を用いて、Ｔ　ｔ
ｅｒｍを作業用キーとしてロードし、次いで、ＥＮＣ命
令を用いて、Ｔ　ｃａｒｄをＴｔｅｒｍによって暗号化
する： ＬＫＤ　：　［Ｔｔｅｒｍ］　Ｔｔｅｒｍを作業用キー
としてロードする。
Ｅ　Ｎ　Ｃ：　［Ｔｃａｒｄ］　→Ｅ　丁ｔ６１−ｍＴ
ｃａｒｄこのＥ　ｒｔｅｒｍＴｃａｒｄは、Ｔｔｅｒｎ
＋、ｃａｒｄと呼ば才し。
ターミナルＲＡＭに記憶される。
ステップＴ２：他の取引データ（カード発行機関コード
ＢＩＤ、ＰＡＮ等）を受取って記憶する。
ステップＴ３：第１３図（メツセージ要求フォーマット
）に示されたフォーマツ１〜を有するメツセージ要求（
Ｍｒｅｑ）を表示する。このフォーマツ１〜には、この
時点にターミナルで時間変数データとして生成されたＴ
ｔｅｒｍ−ｃａｒｄ、記憶されているカード情報、ＴＩ
Ｄ及びその他の取引データが含まれる。
Ｍｒｅｑは、ターミナルＲＡＭのバッファ記憶部分に形
成され、メツセージ・アドレス情報ＢＩＤを含む。
ステップＴ　４　：　Ｍｒｅｑ及びＴｔｅｒｍの取引要
求（ＴＲ）部分をパーソナル・ポータプル・マイクロプ
ロセッサに転送する。
ＰＰＭの電化上 ステップＣ２：受取った”ｌ”ｔｅｒｍを用い、第５図
に示した手法によって、基！（１１の”ｌ’ｔｅｒｍ、
ｃａｒｄを生成する。
ステップＣ３：ＫＰ及び’Ｊ”　１：　ｔｓ　ｒ　ｍ、
ｃａｒｄを用いて取引セツション・キー（ＫＳＴＲｌ）
を生成して記憶する。Ｋ　Ｓ　’ｒＲ１は、カードと発
行者を結ぶキーとして用いられ、カードから読取ったＰ
ＡＮ及びＫＰ、ならびに（ステップＣ２で）カードから
生成されたＴ　シｅｒｍ、　ｃａｔ・ｄにより生成され
る。
Ｋ　Ｓ　ＴＲ１の生成は第６図に示されている。ＰＡＮ
は、Ｍ、読器６０１において利用者の個人キー（ＫＰ）
をキーとして解読され、次いで、排他的ＯＲ回路６０２
においてその結果と排他的０Ｒ（ＸＯＲ）され、時間に
よって変化しない取引キー　Ｋ　１’　Ｒ１を生成する
。そして、　Ｔｔｅｒｍ、　ｃａｒｄは、解読器６０３
においてＫＴＲＩをキーとして解読され、第１の取引セ
ツション・キーＫｓＴＲ１を生成する。
ステップＣ４：　ＫＳＴＲＩとＴｔｅｒｍ、ｃａｒｄの
両者をＰＰＭのＲＡＭに記憶する。
ステップＣ５：　Ｔｔｅｒｍ、　ｃａｒｄを含むＭｒｅ
ｑのＴＲ部分でＫＳＴＲＩを用いてメツセージ確認コー
ド（Ｍ　Ａ　Ｃ１ｃａｒｄ、　１ｓｓ）を計算する。
ＥＣＰＨ命令を用いるメツセージ確認コード（ＭＡＣ）
の生成は、第７図に示されている。この方法はＤＥＳの
標準的な暗号ブロック・チェーニング（ＣＢＣ）モード
である。Ｘｌ、Ｘ２・・・・Ｘｎと定義された久方は、
６４ビツト・ブロックの要求メツセージである。初期設
定ベクトルエＣＶは、このプロセスにおいて０にセット
される。
ＸＯＲ回路７０１における排他的ＯＲの結果が暗号器７
０２においてキーＫによって暗号化される。ステップｃ
５では、キーに＝ＫＳＴＲ１が使用される。次に、２番
目のブ、ロックＸ２がＸＯＲ回路７０３において最初の
暗号化の結果と排他的０１りされ、このＸ　ＯＲ回路の
出力は１１７７号器７０４においてキーＫにより暗号化
される。このプロセスは、人力がＸ　ｒＩになるまで、
そして出力すなわちその部分がＭＡＣとして定義される
まで続けられる。
ステップＣ６：　ＭｒｅｑのＩ”Ｒ部分及びＭＡＣＩｃ
ａｒｄ、　ｊｓｓをＥ　Ｆ　Ｔターミナルに転送する。
ＥＦＩ　タニ」「丈ツレの動イｙづ■ ステップｉ、’　５　：　Ｍ　ｒｅｑをターミナルが受
取ると、どのシステムのブライバシ要求にも適合するよ
うに、ＭｒｅｑのＩ）　Ａ　Ｎフィールドをセツション
・キーによって暗号化する。Ｍｒｅｑ内の瞥通文のＰＡ
Ｎは暗号文のＰＡＮに取替えられ、次いで、通信回線に
よって取得者に転送され、パケット交換システムＰ　Ｓ
　Ｓ　３．２を介し°Ｃ１発行者のデータ処理センタＣ
１ＡＩ）ＰＨＩに転送可能となる（第１図）。
ターミナルでのセツション・キーＫＳによるＰＡＮの暗
号化は、下記に定義されたＥ　ＣＰ　Ｈ命令によって実
行することができる： Ｅ　ＣＰ　Ｈ：　［ＥｘＨｙ＋ＫＳ、ｒ’ＡＮ］→ＥＫ
ｓＰＡＮこの命令を実行する場合、ＤＥＣＫ命令が実行
されて、ＫＭＴｉの制御によってＥＫ）ｌ工、ＫＳを解
読し、ＫＳを作業用キーとして普通車で取出し、その後
、ＥＮＣ命令を実行し、ＫＳの制御によってＰＡＮを暗
号化し、暗号化されたＰＡＮ、すなわちＥ　ＫＳ　Ｐ　
Ａ　Ｎを取出す。
ＭｒｅｑのＴｔｅｒｍ、ｃａｒｄフィールドも、下記の
ように、ＥＣＰＨ命令を用いて同じ方法で暗号化される
： ＥＣＰＨ：［ＥＫＨＴＩＫＳ＋Ｔｔｅｒｍ−ｃａｒｄ］
→ＥＫＳＴｔｅｒｍ＋ｃａｒｄそして、Ｍｒｅｑ内の普
通車のＴｔｅｒｍ、　ｃａｒｄを暗号文のＴｔｅｒｍ＋
ｃａｒｄに取替えるウステップＴ６：受取ったＭｒｅｑ
、Ｍ　Ａ　Ｃ１ｃａｒｄ、ｊｓｓを、取得者システムな
らびにＰＳＳのネットワーク・ノード１４を介して発行
機関のデータ処理センタＣＩΔＤＰに転送する（第１図
）。
ネツ１へワーク・ノード（又は取得者システム）の動イ
・　二　− 受取ったＭ　ｒｅｑからＴ　Ｉ　Ｉ）を識別する。
ステップＮ１：取得者の暗号キー・データ・セラ１〜（
ＣＫＤＳ）から取出された暗号文の即ち暗号化されたキ
ー・パラメータＥ　ＫＨａ　ａｃｑ　Ｋ　Ｎ　Ｆ　ａｃ
ｑ及びＥＫＨｌａＣｑＫ　Ｉ　ａｃｑ、　ｓｗ、ならび
にＴＩＤによって指定されたターミナルの、記憶された
暗号文のセツション・キーＥ　ｌ＜Ｎ　ｐ　ａｃｑ　Ｋ
Ｓと一緒に、ＴＲ３Ｋ命令を用いて、Ｋ　Ｓを、２次の
ファイル・キーＫＮＦａｃｑによる暗号から、（交換と
共用の）交換キーＫＩａｃｑ、ｓｔ＋による暗号へ再暗
号化し、下記のように　Ｅ　’に工ａ。（１，ｓｌ、Ｉ
Ｋｓを生成する：Ｔ　ＲＳ　Ｋ　：　［ＥｘＨａａｃｑ
ＫＮＦａｃｑ、　ＩＥＫＮＦ　ａｃｑＫＳ、Ｅ　ＫＨｚ
ａａｑ　Ｋ　Ｉ　ａｃｑ、　ｓ＋＋＋コ　→Ｅｘｒａｃ
ｑ、ｓｗＫ　Ｓ 欧州特許出願第８２１１０８／４９号は、ＴＲ８Ｋ機能
を実行するシステムについて説明している。
第１３図（メツセージ要求フォーマツｌ−）に示すよう
に、Ｅｙｘａｃｑ−５ｈＫ　Ｓを取引メツセージ要求に
入れる。
ステップＮ　２　：、　ＭｒｅｑをＰｓｓ交換に転送す
る又監勿ｌ俣 ステップＳ１：暗号文のセツション・キーＥｋｒａｃｑ
、　ｓｕＫ　ＳをＭｒｅｑがら取出す。交換の暗号キー
・データ・セット（ＣＫＤＳ）から取出された、暗号文
のキー・パラメータＥｘＭａｓ１．ＩＫＩａｃｑ、　ｓ
ｗ及びＥＫＭｚｓＪＩｓｗ、ｉｓｓ、ならびに受取った
暗号文のセツション・キーＥｋｌａｅｑ、　ＳＨＫ　Ｓ
と一緒ニＴＲ８Ｋ命令を用いて、ＫＳを、Ｋ　Ｉ　ａｃ
ｑ、　ｓｗによる暗号化がら、にＩｓ％ｉ、　ｉｓｓに
よる暗号化へ、下記の示すように再暗号化する。
ＴＲ５Ｋ：［ＥｋＭ３ｓｗＫ　Ｉ　ａｃｑ、　ｓｗ、Ｅ
ｉ＜ｚａｃｑ−ｓｈＫ　Ｓ　。
Ｅ　ＫＨｔＳｌ、Ｉ　Ｋ　Ｉ　ｓｗ、ｉｓｓ］−＋ＥＫ
ｚｓｈ、　＋ｓｓＫＳＭｒｅｑ内の、前に暗号化された
セツション・キーを、この再暗号化されたセツション・
キー、すなわち暗号文ＥＫｆｆＳＷ−＋５ｓＫｓに取換
え、Ｍｒｅｑをカード発行機関のデータ処理センタに転
送する。
ステップＳ　２　：　Ｍｒｅｑを交換から発行者に転送
する。
見立亘■勿１５ノ」■！センタの動作ニステップＩ　１
　：　Ｍｒｅｑを受取って記憶し、ＴＩＤを用いてそれ
を索引する。暗号セツション・キーＥＫＸＳ１４−　＋
５ＳＫＳをＭｒｅｑから取出す。発行者の暗号キー・デ
ータ・セラ１〜（ＣＫＩ）Ｓ）から取出された暗号文の
キー・パラメータ陥Ｈ２ＩＳＳＫＩ師、ｉｓｓ、および
受取った暗号文のセツション・キーＥ　ｋｚｓｗ、　＋
ｓ＋ｓＫＳと一緒にＲＴ　Ｍ　Ｋ命令を用いて、下記に
示すように、Ｋ、　Ｓを、Ｋ　ｉｓｌ、１．　ｉｓｓに
よる暗号から、発行者のホストマスタ・キーＫＭ　Ｏｉ
ｓｓによる暗号へ再暗号化する： ＲＴＭＩ（：　［ｔｇｇ＋ｚ　ｚｓｓＫＩｓｔａ、　ｉ
ｓｓ＋　ＥＫｌｓｌ、ｌ＋　＋５ｓＫＳコ→ＥｋＨｏ＋
５ＳＫＳ ””　ｋＨｏ　ｉ　ＳＳ　Ｋ　Ｓ及びインデックスを、
Ｔ　Ｉ　Ｄを用いて記憶する。Ｍｒｅｑから１ミ＋＜ｓ
　ＴＬｅｒｍ、　ｃａｒｄを取出し、下記のように、Ｄ
　ＣＩ）　Ｈ命令により、取戻した暗号文のセツション
・キーＥ　ＭＨＯＩＳＳ　Ｋ　Ｓを用いて、暗号文Ｔｔ
ｅｒｍ、　ｃａｒｄを解読し、下記のようにＴｔｅｒｍ
、　ｃａｒｄｔ＆普通文で取出す：ＤＣＰＨ：［ＥＫＭ
ｏ＋５ｓＫＳ−ＥｗｓＴｔｅｒｍ＋ｃａｒｄ］→Ｔｔｅ
ｒｍ、ｃａｒｄ Ｍｒｅｑ内の暗号文Ｔ　ｔｅｒｍ、　ｃａｒｄを普通文
Ｔｔｅｒｍ＋ｃａｒｄに取替える。
ＭｒｅｑからＥＫＳＰＡＮを取出して一時記憶バッファ
に記憶する。下記のように取戻した暗号文形成のセツシ
ョン・キーＥ　Ｋ）Ｉｌｌ　ｌ５ＳＫＳと一緒に、ＤＣ
ＰＨ命令を用いて、ＥＫｓＰＡＮを解読し、普通文のＰ
ＡＮを得る： ＤＣＰＩＩ　：　［Ｅ　ＫＭ。＋５ＳＫＳ、ｋｓＰＡＮ
］　→ＰＡＮステップエ２：受取った普通文のＰＡＮを
索引として用いる表索引プロセスにより、ＰＡＮの有効
性を検査する。もし、ＰＡＮが有効であれば、Ｍｒｅｑ
内のＥｙｇＰＡＮをＰＡＮに取替え、ステップ■３に進
む。そうでない場合は、ステップ１１７に進む。
ステップ■３：擬似ランダムまたはランダムな時間変数
量Ｔｉ５ｓを生成して記憶する。
ステップＩ４：ＥＫＭＯ命令を用いて、下記のように、
ステップエ３で生成されたＴｉ５ｓを発行者のホスト・
マスタ・キーＫ　Ｍ　Ｏｊ、ｓｓにより暗号化する： ＥＭＫＯ：［Ｔｉ５ｓ］−）　Ｅｘｕ　。１Ｂ５Ｔ　ｊ
、ｓｑＥ　ＣＰ　Ｈ命令を用い、Ｔ　ｉｓｓの暗号文形
式（すなわち、ＥＫＨｏ轟５ｓＴｉｓｓ）の値をキーと
して、時間変数Ｔｉ５ｓ−ｔｅｒｍ、　ｃａｒｄを生成
・記憶し、下記のように、Ｍｒｅｑで受取ったＴ　Ｌｅ
ｒｍ−ｃａｒｄを暗号化してＥｒ＋ｓｓ”、ｒｔｅｒｍ
、ｃａｒ’ｄを生成する：ＥＣＰＩＩ　：　［Ｅ　ＫＨ
ｏ　ｘｓｓＴｉｓｓ　Ｔｌ：ｅｒ＋ｎ　＋　ｃａｒｄ］
　→ＥｔｚｓｓＴｔｅｒｍ、　ｃａｒｄ ただし、所望のＴｉ５ｓ、　ｔｅｒｍ＋ｃａｒｄはＥ　
ＴＩＥ；ｓＴｔｅｒｍ、　ｃａｒｄと定義される。
ステップ■５：発行者のＣＫＤＳから得た暗号文のキー
・パラメニタＥ　ＫＭ＋　ｉｓｓ　Ｋ　Ｎ　Ｆ　ｉｓｓ
及びステップエ４で得たｉ’ｊｓｓ、　Ｌｅｒｒｎ、　
ｃａｒｄと一緒に第３図のＲＴＭＫ命令を用いてＫ　Ｓ
　ＴＲ２を生成し、下記に示すように、Ｅ８□。工５Ｓ
ＫＳＴＲ２を得る：ＲＴＭＫ：［ＥＫｏｚ＋ｓｓＫ　Ｎ
　Ｆｉｓｓ、Ｔｉ５ｓ、ｔｅｒｍ、ｃａｒｄｌ→ＥＫＭ
ａ＋ｓｓ　（ＤＫＮＦ　＋５ｓＴｉｓｓ＋ｔｅｒｍ、　
ｃａｒｄ）ただし、ＫＳＴＲ２はＤＫＮＦ　＋５ｓＴｉ
ｓｓ、　ｔｅｒｍ、　ｃａｒｄと定義される。
ステップエ６二発行者のＣＫＤＳから得られた個人取引
口座番号（ＰＡＮ）を有する特定のカード保持者の、暗
号文のキー・パラメータＥＫＭｚｉＳＳＫＴＲ１及びＭ
ｒｅｑで受取ったＴ　ｔｅｒｍ、　ｃａｒｄと一緒に、
第３図のＲＴＭＫ命令の動作を用いてＫＳＴＲ’ｌを生
成し、下記に示すように、ＥイＭ。＋５ＳＫＳＴＲＩを
生成する： ＲＴＭＫ：［ＥｘＨｚ＋５ｓＫＴＲ１、Ｔ　ｔｅｒｍ、
　ｃａｒｄ　］→ＥＫＭｏｘＳｓ　（ＤＫｒＲｌＴｔｅ
ｒｍ−ｃａｒｄ）ただし、ＫＳＴＲＩはＤＫｙＲｌＴｔ
ｅｒｍ、　ｃａｒｄと定義される。
ステップ■７：　（ステップ■６で得た）暗号文のキー
・パラメータＥ　ＫＨｏ　ｘｓｓ　Ｋ　Ｓ　Ｔ　Ｒ１を
用い、（第７図に示された）ＥＣＰＨ命令によって受取
ったＭｒｅｑのＴＲ（取引要求）部分で基準ＭＡＣ１ｃ
ａｒｄ、　ｉｓｓを、下記のように計算する：ＥＣＰＨ
：［ＥｘＭｏｘｓｓＫ　Ｓ　’ｒ　Ｒ１、ＴＲ］→Ｍ　
Ａ　Ｃ１ｃａｒｄ、　ｉｓｓ ステップエ８：もし、基準Ｍ　Ａ　Ｃ１ｃａｒｄ、ｉｓ
ｓが、受取ったＭ　Ａ　Ｃ１ｃａｒｄ、　ｉｓｓに等し
ければ、Ｍ　ｒ　ｅ　ｑを受諾してステップ■９に進み
、そうでない場合は１Ｍｒｅｑを拒絶してステップ１１
７に進む。
（注）　ＭＡＣを有効と認めることは、同時に、受取っ
たセツション・キーＫ　Ｓを有効と認めることでもある
。もし、Ｋ　Ｓが変更されれば、解読された７Ｉ”ｔｃ
ｒｍ、　ｃａｒｄの値はエラーとなり、ＭＡＣ検査は不
合格となるであろう。
しかしながら、この時点で発行者は、発行者が検査でき
る時間変数情報を受取ってはいないので、発行者での適
時性検査は不可能である。（注：Ｔｔｅｒｍ、　ｃａｒ
ｄならびにＫＳは発行者と無関係に生成されたので、発
行者はこれらの値の適時性を検査できない。）これは、
保詭−ヒの弱点を示すものではない。その理由は、発行
者がこの時点で送出する情報は、相手にとって価値がな
いからである（このような情報は、発行者に送られた使
用済みの古いメツセージにより相手が取得可能なもので
ある）。
ステップエ９：もし、Ｍｒｅｑを拒絶する理由がない（
例えば、銀行預金が有効である等）ならば、ステップ１
１’Ｏに進み、そうでない場合は、Ｍｒｅｑを拒絶して
ステップ１１７に進む。
ステップ■１０：発行者のＣＫＤＳから得た（個人取引
口座番号ＰＡＮを有する特定のカード保持者の）暗号文
の確認パラメータＥ　ＫＨ２＋ＳＳＡ　Ｐ及びＭｒｅｑ
で受取ったＴ”ｔｅｒｍ、’　ｃａｒｄと一緒に、ＲＴ
ＭＫ命令を用いて、下記のように、第１の時間変数確認
パラメータ（ＴＡＰＩ）を生成する：ＲＴＭＸ：［Ｅｇ
Ｈｚ’＋ｓｓＡ’Ｐ、Ｔｔｅｒｍ、ｃａｒｄコ→ＥＫＨ
ｏｔｓｓ（ＤＡｐＴｔｅｒｍ、　ｃａｒｄ）ただし、Ｔ
ＡＰＩはＤＡＰ　Ｔ　ｔｅｒｍ　、　ｃａｒｄと定義さ
れる。
°また、キー・パラメータとして用いられた暗号文のＴ
ＡＰＩ　（すなわち、Ｅ　ｋＨｏ　＋ＳＳ　Ｔ　Ａ　Ｐ
　１　）及びステップエ４で得たＴｉ５ｓ、　ｔｅｒｍ
、ｃａｒｄと一緒にＤＣＰＨ命令を用いて、第２の時間
変数確認パラメータＴＡＰ２を生成する： ＤＣＰＩＩ：［Ｅｌ＜ＨｏＨ５ｓＴＡＰ１．　ｌ’ｉｓ
ｓ、ｔｃｒｍ、ｃａｒｄ］→ＤＴＡＰＩＴｉｓｓ、ｔｅ
ｒｍ＋　ｃａｒｄただし、ＴＡＰ２はＩ）ＴＡＰ、　Ｔ
ｉ５ｓ、ｔｅｒＩＩｌ、　ｃａｒｄと定義さＡルる。
′Ｊ″Ａ　ＩＥ１は、１）Ａｐｌ’ｔｅｒｍ、　ｃａｒ
ｄと定義され、第３図のＲＴＭ　Ｋ機能を用いて符らｈ
る。ただし、ＱはＡＰ（初期設定プロセスの間に多め生
成された値（Ｅｌ＜ＰＩＴＩＰＩＮＰ　Ａ　Ｎ　）　（
１）　Ｐ　Ａ　Ｎ　）　テあり、Ｋ　Ｅ　ＹはＬ’　ｔ
　ｅ　ｒ　＋ｎ、ｃａｒｄである。Ｒｌ’　Ｍ　Ｋ動作
の結果は、下記のように、ｋｒ＊。ｉ’　Ａ　Ｉ）Ｉで
ある：ＲＴＭＫ：［Ｅｌ＜ｔｎｉｓｓＡＰ　、Ｔｔ　ｃ
ｒｍ　、　ｃ　、Ｊｒ＋Ｊ］−）ｒ４　Ｋ＋４゜ＴＡＰ
ＩＴ　Ａ　Ｐ　２は、Ｉ）丁ＡＰ、　Ｔｉ５ｓ、ｔｅｒ
ｍと定義され、下記のように、Ｄ　ＣＰ　Ｈ機能におい
て、マスター・キーＫ　ＭＯによってｋｎ。Ｔ　Ａ　ｌ
’　１を解読し、次いで、Ｔ　Ａ　ＰＪをキーとして’
１”＋ｓｓ、１．ｃ　ｒ　＋ｕ、ｃａｒｄを解読するこ
とにより１（）られる： １１Ｃ１”ＩＩ　：　［ＩＥ、、、、、　’ｌ’ＡＩＩ
　Ｉ、　ｌ”　、ｉ　９８　、　１．ａｒｍ、　ｃａｒ
ｄ］−）ＴＡＰ２以」二をまとめると： ＡＰ　＝　（ＥＫｐｌ］＋ｐ＋Ｎｌ−’ＡＮ）ΦｌＪ　
Ａ　ＮＴ　Ａ　Ｐ　Ｌ　＝：　Ｄ　ＡＰ　’ｌ’　ｔｅ
ｒｍ、　ａ、ｌｒｄ従って、ＴＡ’ＰＩ及びＴＡＰ２を
正確に生成することは、ＫＰ、Ｐ工Ｎ及びＰＡＮに直接
に依存する。
ステップＩ　１１　：　Ｍｒｅｓｐは第１４図（正のメ
ツセージ応答フォーマット）に示すように形成される。
ステップ１１２：　（ステップ■６で得た）暗号文のキ
ー・パラメータＥｋＭｏ　Ｋ　Ｓ　Ｔ　Ｒ１を用いて、
（第７図に示された）ＥＣＰＨ動作により、下記のよう
に、Ｍｒｅｓｐのカード取引応答（ＣＴ　Ｒ）部分にお
けるＭ　Ａ　Ｃ１ｉｓｓ、ｃａｒｄをＫ１算する。
ＥＣＰＩＩ：　［Ｅｇｕ。ｒｓ５ＫｓＴＲＬ、　Ｃ丁Ｒ
コ−＋ＭＡＣ１ｉｓｓ、ｃａｒｄＭ　Ａ　Ｃ１ｉｓｓ、
　ｃａｒｄをＭｒｅｓｐに転送する。
ステップ１１３：　（ステップ■５で得た）暗号文のキ
ー・パラメータＥＫＨｏ　＋５ｓＫＳＴＲ２を用いて、
（第７図に示された）ＥＣＰＨ動作により、下記のよう
に、Ｍｒｅｓｐのターミナル取引応答（Ｔ　Ｔ　Ｒ）部
分におけるＭ　Ａ　Ｃ１ｉｓｓ、　ｔｅｒｍをＭＪ算す
る：ＥＣＰＩＩ：［ＥＫＨｏ　＋５ｓＫＳＴＲ２，ＴＴ
Ｒ］→ＭＡＣ１ｉｓｓ、ｔｅｒｍただし、この暗号テキ
ストの最後のブロックの部分はＭＡＣ］ｉｓｓ、　１．
ｅｒｍと定義される。
ＭＡＣ］ｊｓｓ、Ｌ　ａ　ｒ　ｎ＋をＭ　ｒａｓｐ　ノ
＼ｉｌし；送する。
ステップＩ［４：発行＃　（１）　に　Ｋ　ＩＪ、ｌ　
Ｓから得た暗号文のキー・パラメータ１Ｅｋｌ＋＋　＋
ＳＳ　Ｋ　Ｉ　、ｉｓｓ、　５ｗ及び記憶されたＩ’ｌ
Ｙ号文の取引キー、即ちｋｌｌｏ　＋５ｓＫＳＴＲ２を
用いて、ＲＦ　Ｍ　Ｋ動作にＪ：す、発行者のホスト・
マスク・キー（Ｋ　Ｍ　Ｏ１ｓｓ）によるｌ１ｉ）号文
、すなわちＩＸＫＩＩｎ　＋５ｓｌＬＳｉ’Ｒ２から、
交換キーＫ　１　ｊｓｓ、　ｓｗによる暗号文、即ちＴ
ＥＩ＜ｕ、１ｓｓ−ｓｗへ、次のように、伝送レッショ
ン・キーＫ　Ｓ　’Ｊ’　］２をｉ］ｉ暗号化する：Ｒ
ＦＭＫ：［ｌＥＨ，４ｓｓ１（Ｉｉｓｓ、　ＳＷ、Ｅ、
。、５ｓＫｓＴｒ１２］→ＩＫＩ＜目ｓｓ、　Ｓ＋、＋
Ｋ　Ｓ　ＴＲ２［Ｅｌ＜１ｉｓｓ、　Ｓ＋Ｋ　Ｓ　ＴＲ
２をＭｒｃＳＰへ転送する。
ステップ【１５＝バツフアからＭ　ｒｅｓｐ　ヘＩＥＫ
ｓ　ＰＡＮ（ステップ１１）を転送する。この場合、Ｋ
１りが所定のピッ１−数よりも小さくづれば、ＴＡＰ２
も、ＥＣＰｆ■命令を用いて、ＫＳにより下記のように
暗号化される： ＥＣ！’ＩＩ：　［ｋｕ。、５ｓｌ（Ｓ、　１’　Ａ　
Ｉ）　２コ→１４．ｓ　Ｔ　Ａ　Ｉ）　２暗号文のＴＡ
Ｐ２はＫＰの大きさに応じてＭ　ｒ　ｅ　ｓ　ｐへ転送
される。
ステップ■１６：ＭｒｅｓＰをＰＳＳネッ１〜ワークへ
送り、ステップＳ３へ進む。
ステップ■１７：これは否定的な応答ルーチンである。
第１５図（否定的なメツセージ応答フォーマット）に示
すようにＭｒｅｓｐを形成する。データ・フィールドに
は、取引が有効とみなされない理由、すなわち銀行預金
の不足、Ｍ　Ａ、　Ｃ検査不合格等の情報が含まれる。
メツセージには’Ｉ”ｉｓｓも含まれる。
ステップＩｉ８：（ステップ■５で得た）暗号文のキー
・パラメータＥｖｕｏ＋５ｓＫＳＴＲ２を用いて、下記
のように、（第７図に示された）ＥＣＰＨ命令により、
否定的なＭｒｅｓｐのＴ　Ｔ　Ｒ部分におけるＭＡ　Ｃ
１ｉｓｓ−Ｌｅｒｍを割算する：ＥＣ［’ｌｌ：［Ｅｋ
ＨＩＩ　＋５ｓＫＳＴＲ２、Ｔ　Ｔ　Ｉ’ｌ　Ｉ）］　
→ＭＡＣＪｉｓｓ、ｔｅｒｍＭＡＣｌｉｓｓ、　ｔｅｒ
ｍをＭｒｅｓｐへ転送する。
ステップＩ　１９　：　Ｍｒｅｓｐをｐｐｓネットワー
クへ転送し、ステップＳ３へ進む。
実−違差うＵ１＠藁ばトＬ ステップＳ３３：暗号文のセツション・キーＥＫｘｓ、
４、（ｇ５　Ｋ　Ｓ　’Ｔ　Ｒ２をＭｒｅｓｐから取出
す。交換のＣＫ　１つＳから得た暗号文のキー・パラメ
ータ１”＋＜＋＋ｚＳ１．ｌＫ　Ｉ　ｊ、ｓｓ、　ｓｗ
及びＥｘｏｔｓｈＫ　Ｉ　ｓｗ、　ａｃｑ、ならびに受
取った暗号文のセツション・キーｋＩｉｓｓ、　ｓｈＫ
　Ｓ　Ｔ　Ｒ２と一緒に、下記ｃ７）　ヨウニ。
ＴＲＳ　Ｋ命令を用いてＫ　Ｉ　ｉｓｓ、　ｓｗによる
暗号化から、Ｋ　Ｉ　ｓｗ、ａｃｑによる暗号化へＫ　
Ｓ　ＴＲ２を再暗号化する： ＴＲ５Ｋ：［Ｅｌ＜ｕａｓｈｌ（Ｉｉｓｓ、ｓｗ、Ｉイ
ｘｒｉｓｓ、　ｓ、ＫＳ丁Ｒ２、ＥＫＭｌｓＪＩｓｗ、
　ａｃｑコ　→ＥＫ＋Ｓ＋−＋、　ａｃｑＫｓＴＲ２ス
テップＳ　４　：　Ｍｒｅｓｐに才９いてＩＥｘｚ＋ｓ
ｓ、　ｓｌ、ＩＫｓＴＲ２をＥＫＩＳＩ−１，ａｃｑ　
Ｋ　Ｓ　Ｔ１２２に取替える。
ステップＳ５：ｌ’ｒ定的または否定的なＭｒｅｓｐを
取得者に適切に送る。
取則Ｊ乃１韮ニ ステップＮ３：暗号文の取引セツション・キーＥ　ｘｒ
Ｓｈ、ａｃｑＫＳＴＲ２をＭｒｅｓｐから取出す。取得
者めＣＫＤＳから得た暗号文のキー・パラメータＥ　Ｋ
Ｈａ’ａｃｑＫＩｓｗ、ａｃｑ及びＥｖＭｌａｃｑ　Ｋ
　Ｍ　Ｔと一緒にＴＲ８Ｋ命令を用いて、下記のように
、にＩｓｗ、ａｃｑによる暗号文から、（Ｔ　Ｉ　Ｄを
有するターミナルの）ＫＭＴによる暗号文へＫＳＴＲ２
を再暗号化し、ＥＫ、、Ｋ　Ｓ　Ｔ　Ｒ２を得る：ＴＲ
５Ｋ　：、［Ｅ　ｋＭ３ａｃｑＫＩｓｗ、ａＣｑ、ＥＫ
ＩＳＩ−１，８ｃｑＫＳＴＲ２゜ｋＨｌａｃＱ　Ｋ　Ｍ
　Ｔ　］→ＥｋＭｄ（Ｓ　Ｔ　Ｒ２ステツプＮ　４　Ｃ
Ｍｒｅｓｐ内のＥｘｉｓｌ、１．　ａｃｑＫ　Ｓ　ＴＲ
２をＥｌ＜１４７　Ｋ　Ｓ　Ｔ　Ｒ２に取替える。
ステップＮ５：肯定的または否定的なＭｒｅｓｐを適切
にターミナルへ送る。
ＥＦＴターミナルの動作ニ ステップＴ７：タイムアウ１〜手順の使用により、所定
時間内にメツセージを受取っているかどうかを検査する
。もし、所定の時間を越えていないなら、ステップＴ８
に進み、そうでない場合は、ステップＴ　２２に進む。
ステップＴ８：前に記憶した暗号文のセツション・キー
ＥｘｕｒＫＳ及びＭｒｅｓｐで受取ったＥＫＳＰＡＮと
一緒にＤＣＰＨ命令を用いて、下記のように、暗号文の
ＰＡＮすなわちｌｊｌ＜５１’　Ａ　Ｎを解読する：１
）ＣＰＩＩ：［ＥｘｎｒＫ　Ｓ　、Ｅｓ５Ｐ　Ａ　Ｎｌ
　→ＰＡＮ１コ＋＜５ＰＡＮを一時記憶バツファに記憶
し、ＭｒｅｓＰの−ＥＫＳＰＡＮを普通文のＰＡＮに取
替える。
もし、’Ｉ”　Ａ　Ｐ　２が暗号文形式、すなわちＥＫ
ＳＴＡＰ２であれば、前に記憶したＥ　＋＜ｈｒ　Ｋ　
”’およびＭｒｅｓｐで受取ったＥ　＋＜ｓ　ＴＡ、　
Ｐ　２と一緒にＤ　ＣＰ　ＩＩ命令を用いて、下記のよ
うに、Ｅ　＋＜ｓＴＡ　Ｐ　２を解読する： ＤＣＰＩＩ　：　［Ｅ　ＫＩＩＴ　Ｋ　Ｓ、Ｅ：　＋＜
Ｓ　ＴＡ１）２コ　→ｉ’　Ａ　Ｐ　２ステツプ”ｆ：
　９　：　Ｅ　ＫＩＩＴ　Ｋ　Ｓ　ＴＲ２を適切なバッ
ファに記憶する。
ステップ−Ｊ’　Ｊ　Ｏ：もし、Ｍｒｃｓｐが非否定的
であＪしは、ステップＴ　Ｉ　Ｌに進み、台定的であれ
ば、ステップ’Ｌ’　１　／ｌへ進む。
ステップＩｌｌ：（ステップ′Ｉ゛９でＭｒｅｓｐから
符た）暗号文のキー・パラメータＩＣイｔｔｒ　Ｋ　Ｓ
　Ｔ　Ｒ２を用いて、（第７図に示された）ＥＣＰＨ命
令により、下記のように、受取ったＭｒｅｓｐのＴ　Ｔ
Ｒ部分で基準ＭＡＣＬｉｓｓ、に　Ｏｒ　ＴｎをＲ１算
する：ＥＣＰＩＩ：［Ｅ　ｋｕｙＫ　Ｓ　Ｔ　Ｒ２、Ｔ
ＴＲ］　→ＭＡＣ１ｉｓｓ、ｔｅｒｍもし、基準Ｍ　Ａ
　Ｃ１ｊｓｓ、　ｔｅｒｎが受取ったＭＡＣ１ｉｓｓ、
　ｔｅｒｍに等しければ、受取ったメツセージを受諾し
てステップＴ１２に進み、そうでない場合は、ステップ
Ｔ１４に進む。
ステップＴ１２：もし、受取ったＴ　ｔｅｒｍ、　ｃａ
ｒｄが記憶したＴｔｅｒｍ、　ｃａｒｄ（ステップｌ゛
１）に等しければ、ステップＴ１３に進み、そうでない
場合はステップＴ１４に進む。
ステップＴ　１３　：　ＭｒｅｓｐのＣＴＲ及びＭＡＣ
−１ｉｓｓ、　ｃａｒｄ部分をパーソナル・ポータプル
・マイクロプロセッサ（ＰＰＭ）に送り、ステップｃ７
へ進む。
ステップ’Ｉ’　１４　：否定的な応答メツセージの場
合、（ステップＴ９でＭｒｅｓｐから得た）暗号文のキ
ー・パラメータＥＫＨＴＫ　Ｓ　Ｔ　Ｒ２と一緒にＥＣ
Ｐ　Ｈ命令（第７図）を用いて、下記のように、受取っ
た否定的なＭｒｅｓｐのＴＴＲＤ部分で基準ＭＡＣ１ｉ
ｓｓ、　ｔｅｒｍを計算する： ＥＣＰＩＩ：　［Ｅ　ＫＭＴＫＳＴＲ２、ＴＴＩ？［）
コ−）ＭＡＣｌｉｓｓ、ｔｅｒｍもし、基準Ｍ　Ａ　Ｃ
１ｉｓｓ、ｌ：　Ｃｒ　ｍが、受取ったＭＡ　Ｃ１ｉｓ
ｓ、　ｔｅｒｍに等しければステップＴ１５に２進み、
そうでない場合は、ステップＴ１６に進む。
ステップＴ１５：もし、受取ったＴｔｅｒｍ、　ｃａｒ
ｄが、記憶したＴ　ｔｅｒｍ、　ｃａｒｄ　（ステップ
Ｔ１−）に等しりれば、取引を中止し、ステップ゛１゛
２２に進む。
（発行者から明確に否定的な応答を受取っているので、
再試行は許されない。）そうでない場合は、ステップ１
゛１６へ進む。
ステップＴ１６：適時性検査及び／又はＭＡＣ検査が不
合格であった。
否定的または非否定的な応答に疑いがあるので、システ
ムの規則によって１回またはそれ以上の再試行がａ′１
可され、ステップＣ１にリターンすることがある。再試
行が一定回数不成功となった後は、取引を中止し、ステ
ップ１゛２２に進む。
ＰＰＭの動作ニ ステップＣ７：　ＭｒｅｓｐのＣＴＲ及びＭ　Ａ　Ｃ１
ｉｓｓ、ｃａｒｄを受取り、Ｔｉ５ｓを記憶する。
ステップＣ８：記憶したキー・パラメータＫＳＴＲＩ　
（ステップＣ４）を暗号キーとして使用し、受取゛つた
ＭｒｅｓｐのＣＴＲ部分で基準のＭ　Ａ　Ｃ１ｉｓｓ、
ｃａｒｄを剖算する。メツセージ確認コードの生成は第
７図に示されている。
ステップＣ９：もし、基準のＭ　Ａ　Ｃ１ｉｓｓ、　ｃ
ａｒｄが、受取ったＭ　Ａ　Ｃ１ｉｓｓ、　ｃａｒｄに
等しければ、Ｍｒｅｓｐを受諾してステップＣＩＯに進
む。そうでない場合は、ステップＣ１７に進む。
ステップＣ１０：もし、受取ったＴ’ｔｅｒｍ、　ｃａ
ｒｄが記憶したＴｔｅｒｍ、　ｃａｒｄ　（ステップＣ
４）に等しけれは、Ｍｒｅｓｐを受諾してステップＨ１
に進む。
そうでない場合は、ステップＣ１７に進む。
この時点で、もし、取引の詳細、たとえば金額等に合意
があれば、ＥＦＴターミナルはメツセージを表示し、現
在、ターミナルの消費者モジュール２８（第２図）にＰ
　Ｉ　、Ｎを入力するようにカード保持者が要求されて
いることを、利用者に指示する。
利　者カード保持者の動作ニ ステップＨ１：取引の詳細（例えば、金額等。
に合意した後、ターミナルを介してカードにＰＩＮを入
力し、ステップ゛Ｉｌｌに進む。
旦ヱＸ列Ｉ！１ＩＪ−傷２ ステップＣ］　１　：　Ｉ）ΔＮ、ＫＰ、ＰｉＮならび
に記憶した’１．’　ｔ　Ｏｒ　ｍ、ｃａｒｄを用いて
’ｒＡ　Ｐ　１を計算する。
カード利用者を識別する１１　Ａ　Ｎは、ＫＰ及び入力
されたＰＩＮをキーとするｘ　ｏ　ｒ＜機能を用いて暗
号化される。最初の暗号化動作の結果はＰＡＮとＸＯＨ
され、Ａ　Ｉ）を定義する。次いで、記憶されているＴ
ｔｅｒ＋ｎ、　ｃａｒｄが、Ａ　Ｉ）をキーとして解読
され、Ｔ　Ａ　Ｐ　１を生成する。
ステップＣ１２：ＰＡＮ、１（Ｉ）、Ｉ）　Ｉ　Ｎ及び
記憶されたＰ　Ｉ　Ｎならびに’Ｉ”ｉｓｓ、ｔＯｒｍ
、　ｃａｒｄを用いてＫＳＴｆ廼３を生成する。
Ｋ　Ｓ　ＴＲ：３の生成は第８図に示されている。カー
ド利用者を識別するＰＡＮはＸ、　ＯＲ回路８０１によ
るＰＩＮ及びＫＰの排他的ＯＲの結果をキーとして解読
器８０２において解読さ］しる。最初の解読動作の結果
はＸ　ＯＲ回路８０３においてＰＡＮとＸＯＲされ、Ｋ
ＴＲ，２を定義する。次いで、Ｔｉ５Ｓ、　ｃａｒｄ、
　ｔｅｒｍが解読器８０４においてＫＴＲ２をキーとし
て解読され、取引セツション・キー　Ｋ　Ｓ　ＴＲ３を
生成する。
ステップＣ１３：ＫＳＴＲ３を記憶し、ＰＩＮの値を破
棄する。
ステップＣ１４：ＴＡＰＩをターミナルに送る。
Ｅ、ＦＴターミナルの動作ニ ステップＴ　１７　：　’ｇ憶したＴｔｅｒｍ、ｃａｒ
ｄ及び発行者が受取ったＴ　ｉｓｓからＴｉ５ｓ、　ｔ
ｅｒｒｎ、　ｃａｒｄを計算する。カードが受取ったＴ
ＡＰｌ及びＴ　ｉｓｓ、ｔｅｒｍ、　ｃａｒｄからＴＡ
Ｐ２をＢｌ算する。
Ｔｉ５ｓ、　ｔｅｒｍ、　ｃａｒｄの計算が第９図に示
されている。Ｍｒｅｓｐで受取ったＴ　ｉｓｓは最初に
、ＬＫＤ命令を用いて作業用キーとしてロードされる。
記憶した１”Ｌｅｒｍ、　ｃａｒｄの値は下記のように
、ＥＮＣ命令を用い、暗号器９０１においてＴｉ５ｓを
キーとして暗号化され、Ｅｒ＋ｓｓＴｔｅｒｍ、　ｃａ
ｒｄを生成する。
ＬＫＤ：　［Ｔｉ５ｓｌ Ｅ　Ｎ　Ｃ：　［Ｔｔｅｒｍ−ｃａｒｄ］　−＋Ｅｙ１
ｓｓＴｔｅｒｍ、　ｃａｒｄＥ”　Ａ　ＩＪ　２のｎｉ
算は下記のように行なわれる。カードが受取ったＴ　Ａ
　Ｐ　１は最初に作業用キーとしてＬＫＤ命令によりロ
ードされる。生成されたＴｉ５ｓ、　ｔｅｒｍ、ｃａｒ
ｄの値は、下記のように、ＴＡＰｌをキーとしてｌ）　
Ｅ　Ｃ命令により解読され、Ｄ７ａｐ、　Ｔｉ５ｓ、　
ｔｅｒｍ、　ｃａｒｄを生成する：ＬＫＤ：　［ＴＡＰ
１］ Ｄ　ＩＥ　Ｃ：　［Ｔｉ５ｓ＋ｔｅｒｍ、　ｃａｒｄ］
→ＤｙＢｐＩ　Ｔｉ５ｓ、　ｌ：ｅｒｍ、ｃａｒｄただ
し、ＴａＦ５はＤｙ６ｐｔＴｉｓｓ、　ｔｅｒｍ、ｃａ
ｒｄと定義される。
ステップＴ１８：もし、１”　Ａ　Ｐ　２が、受取った
基準Ｔ　Ａ　１）　２に等しければ、Ｉ）　Ｉ　Ｎを受
諾してステップＴ　ｌ　９に進む。そうでない場合、も
し、ＰＩＮの再入力が許可されるなら、再入力の不成功
が所定回数に達するまではステップＩ−１１に戻り、そ
うでない場合、すなわち不成功回数が前記所定数に達し
たならば、ステップ’ｌ’　２２に進む。
ステップＴ１９：カード保持者の取引を完了する（すな
わち、領収書等を交付する）。
ステップＴ２０：もし、取引完了が成功なら。
ステップＴ２１に進み、そうでない場合は、ステップＴ
２２に進む。
ステップＴ２１：（取引の結果を反映する）メツセージ
・ステータスＭｓｔａｔを形成し、ＭｓｔａｔのＣ８Ｄ
　（カード・ステータス・データ）　ｉ！ＡＳ分をＰＰ
Ｍに送り、ステップＣ１５に進む。Ｍｓｔａｔのフォー
マットは第１６図（取引ステータス・メツセージ・フォ
ーマット）に示されている。　゛ステップＴ２２：否定
的な状態（例えば、応答タイムアラ１へ、Ｍ　Ａ　Ｃ１
ｉｓｓ、　ｔｅｒｍの検査不成功、発行者でのＭ　Ａ　
Ｃ１ｃａｒｄ、　ｉｓｓの検査不成功による発行者から
の否定的なＭｒｅｓｐ、プリンタ故障、ＰＩＮ無効等）
がターミナルによって検出されている。
ステップ下２３：第１７図（否定的な取引ステータス・
メツセージ・フォーマツｉ〜）に示すような否定的なス
テータス・メツセージＭｓｔａｔを形成し、ステップＴ
２４に進む。（Ｍｓｔａｔのコード・ワード部分は、Ｍ
ｓｔａｔが肯定的または否定的なステータス・メツセー
ジのどちらを表わすかを表示する。） ステップ’Ｉ’　２４　：　ＭｒｅｓｐからのＥ、５Ｐ
ＡＮを記憶する。下記のように、（ステップ′Ｉ゛９で
Ｍｒｅｓｐから得た）暗号文のキー・パラメータＥ１ｇ
＋ｒＫＳＴ　Ｒ２を用いて、（第７図に示された）ＥＣ
ＰＩ−Ｉ命令により、Ｍ　ｓ　ｔ　ａｔの’ｌ’　８１
１部分（第１６図）、または否定的なＭｓｔａｔのＴＦ
Ｄ部分（第１７図）で、適切にＭ　Ａ　Ｃ２ｔｅｒｍ、
　ｉｓｓを計算する：ＥＣＰＩＩ：［Ｅ１ｇ４７Ｋ　Ｓ
　Ｔ　Ｒ２、ＴＳＤ］　→Ｍ　Ａ　Ｃ２ｔｅｒｍ、　ｊ
ｓｓ または ＥＣＰＩＩ　：　［Ｅｖｕｒ　Ｋ　Ｓ　Ｔ　Ｒ２、’ｌ
”　Ｆ　ＩＪ　］　−）］部Δ　Ｃ２ｔｅｒｍ、ｉＳＳ 普通文のｌ’　Ａ　ＮをＥ、Ｓｌ）ΔＮに取替える。下
記のように、前に記憶した暗号文のセツション・キー　
Ｅ　ＫＩＩＴ　Ｋ　Ｓを用いて、（ステップ’Ｉ”　１
７で）受取った１′Δ１）■を１３ＣＩ’　Ｈ命令によ
って暗号化する： ＩＥｃＰＩＩ　：　［Ｅ　ＫＩＴ　Ｋ　Ｓ　、Ｉ゛　Δ
　ＩＴ　’Ｉ　コ　→　ｒζＫＳＴＡｒ’１Ｍ５ｔａｔ
でＴＡＰＩをＥＫｓＴＡＰｌに取替える。
ステップＴ２５：取得者及び交換を介してＭｓｔａｔを
発行者に送る（ＭＡＣ２ｃａｒｄ、　ｊｓｓは全ての否
定的なステータス状態では存在しない）。ターミナルで
の処理を終了し、ステップ１２０に進む。
もし、肯定的または否定的なＭｒｅｓｐのどちらかでＭ
ＡＣ検査が不成功であったことから、Ｍｓｔａｔが生成
されるなら、ネットワーク管理センタのプロセッサにそ
のことが知らされるので、システム障害の監視ならびに
起こりうる誤りの修正を行なうことができる。
ＰＰＭの動作ニ ステップＣＩ　５　：　ＭｓｔａｔのＣＳ　］）部分を
ターミナルから受取る。記憶されたキー・パラメータＫ
ＳＴＲ３（ステップＣ１３）を暗号キーとして、Ｍｓｔ
：ａｔのＣ８Ｄ部分でＭ　Ａ　Ｃ２ｃａｒｄ　、　ｊｓ
ｓを計算する。メツセージ確認コードの生成は第７図に
示されている。
ステップ０１６：肯定的な応答及びＭＡＣ２ｃａｒｄ、
　ｉｓｓをターミナルに送り、ステップＴ２４へ進む。
ステップＣ１７：ステップＣ９でＭＡＣ検査が不成功で
あったことを表わす否定的な応答をターミナルへ送り、
ステップ’ｒ　２　ａへ進む。（発行者とカードを結ぶ
Ｍ　Ａ　ＣＪｊｓｓ　、ｃａｒ・ｄの検査が不成功であ
ったことから、ここではＭΔＣは計算されない。多分、
もう１つのＭΔＣも不成功とみられる。） ＊ｔ’ｊ　”ｔ’ｉ　７３＜　、イ＝−１−（１）　ｉ
ｌｌ、ｊｊ−イｉｉ　；−ステップ１．２０　：　Ｍ、
ｓｌ；ａＬを受取る。もし肯定的なＭｓｔａｔを受取れ
ば、ステップＩＩ　２１へ進む。そうでない場合、すな
わち否定的なＭｓｔａＬを受取れば、ステップＩ３１へ
進む。
ステップ■２１：肯定的なＭｓｔａＬを処理する。
適切なＥよＳ７］’ΔＰＪおよび１ΣｙｓＰΔＮを肯定
的なＭｓｔａｔから取出し、（適切な）暗号文’ｌ’　
Ａ　Ｐ　１及びＰＡＮ、すなわちＥ　１．ｓ　ＴＡ　Ｐ
　ｌおよびＥ、５ＰＡＮを、下記のように、前に記憶し
た暗号文のセツション・キーＥｋＭａ＋５ＳＫＳ　（ス
テップＩｆ）を用いて、Ｄ　Ｃｒ’　Ｈ命令により解読
する：ＤＣＰＩｔ：［ＥＫＭｏｉＳＳＫＳ、ＥＫｓ’ｒ
Ａ　Ｐ　１　］　→ＴＡＰＩＤＣＰＨ：［ＥＫＭＯ＋５
ＳＫＳ、ＥＫＳＰＡＮ］　→ＰＡＮＭｓｔａｔで、（適
切な）暗号文のＴＡＰＩ及びＰＡ、Ｎを普通文のＴＡＰ
Ｉ及びＰＡＮに取替える。
ステップＩ　２２　：　Ｔｉ５ｓをＭｓｔａｔから取出
し、下記のように、ＥＭＫＯ命令により、発行者のホス
ト・マスク・キー（ＫＭＯｊｓｓ）によりＴ　ｉｓｓを
暗号化する： ＥＭＫＯ：　［Ｔｉ５ｓ］→Ｅ　ＫＨｏ　ｉ　ＳＳ　Ｔ
ｊ　５５Ｍ５ｔａｔからＴｔｅｒｍ−ｃａｒｄを取出し
、下記のように、暗号文のＴｊ、ｓｓすなわちＥ　ＫＭ
Ｏｉｓｓ　Ｔ　ｉｓｓをキーとして、Ｅ　ＣＰ　Ｈ命令
により、時間変数Ｔｉ５ｓ、ｔｅｒｍ、　ｃａｒｄを生
成する： ＥＣＰＨ：［ＥｘｏｏｉＳＳＴＬＳＳ、　Ｔｔｅｒｍ、
ｃａｒｄ］→Ｅｒ＋ｓｓＴｔｅｒｍ＋ｃａｒｄ ただし＋Ｔｊ−ｓｓ、　Ｔｔｅｒｍ＋ｃａｒｄはＴ　；
　ｓｓ　Ｔ　１．ｅｒｍ　。
ｃａｒｄと定義される。
ステップ■２３：発行者のＣＫＤＳから得た暗号文のキ
ー−：、パラメータＥｋＭｚ＋ＳＳ、　ＫＮＦｊｓｓな
らびにステップＩ２２で得たＴｉ５ｓ、　ｔｅｒｍ、　
ｃａｒｄを用いて、ＲＴＭ　Ｋ命令によりＫ　Ｓ　ＴＲ
２を再生し、下記のように−Ｋ　ＥＨｎ　＋ＳＳ　Ｋ　
Ｓ　１．’　Ｒ２を生成する：ＲＴＭＫ：［ＥＫＨ２１
ｓｓ、ＫＮＦｉｓｓ、Ｔｉ５ｓ、ｔｅｒｍ−ｃａｒｄコ
→ＬＫＨｏ＋５ＳＤＫＮＦ　１ｓｓＴｌｓ！；、　ｔｅ
ｒｍ、　ｃａｒｄただし、Ｋ　Ｓ　ＴＲはＩ）ＨＮｐ　
Ｈ５５１’ｉｓｓ、　ｔｅｒｍ、　ｃａｒｄと定義され
る。
ステップ■２４：受取ったＭｓｌ；ａｔ：の１’　Ｓ　
Ｄ部分て基ン（りのＭΔＣ２Ｌｅｒｍ、　ｉｓｓを（ス
テップ１２３で再生した）暗号文のキー・パラメータＥ
ＫＨ８＋５ＳＫＳ　’ＩＩ’　Ｒ２を用いて、（第７図
に示した）ＥＣＰＨ命令により、下記のように８１算す
る：ＥＣＰＩＩ：　［１ＥＨｏ　ｔｓｓＫｓｉ’ｌ＋２
、　ＴＳＩ月→ト１八Ｃ２ｔへｒｍ、　ｉｓｓもし、ｎ
１算した基準Ｍ　Ａ　Ｃ２ＬｅＣｒｍ、　ｉｓｓが、Ｍ
ｓｔａｌ；で受取ったＭＡＣ２＋、ａｒｍ、　ｉｓｓに
等しければ、ステップＩ２５に進み、そうでない場合は
、ステップＩ３０に進む。
ステップＩ２５：もし、旧算した７Ｉ’ｉｓｓ、ｔｅｒ
ｍ、ｃａｒｄ　（ステップエ２２）が、記憶しているＴ
ｉ５ｓ、しＱ　ｒ　Ｉｌｌ、ｃａｒｄ　（ステップｌ１
ｌ）に等しければ、ステップＩ２６に進み、そうでない
場合は、ステップＩ３０に進む。
ステップ１２６：特定のＰＡＮのカード保持者のため発
行者のＣＫＤＳから得た暗号文のキー・パラメータＥＫ
Ｈ２ｔｓｓＫＴＲ２、ならびにステップ■２３で生成さ
れたＴｉ５ｓ、　ｔｅｒｍ、　ｃａｒｄを用いて、ＲＴ
ＭＫ命令（第８図）により、下記のように、ＫＳＴＲ３
を生成する： ＲＴＭＫ　：　［Ｅ　にＨｚ　＋５ｓＫＳＴＲ２、Ｔｉ
５ｓ、ｔｅｒｍ　、　ｃａｒｄｌ　→ＥＫｏｏ＋５ｓＤ
ＫｒＲｚＴｉｓｓ、Ｌｅｒｍ、　ｃａ’ｒｄただし、Ｋ
ＳＴＲ３はＩ）Ｈｙｐ２Ｔｉｓｓ、　ｔｃｒｍ、ｃａｒ
ｄと定義される。
ステップＩ２７：　（ステップＩ２６で生成された）暗
号文のキー・パラメータＥＫＨｏ　ｉｓｓ　Ｋ　ＳＴ　
Ｒ３を用い、（第７図に示した）ＥＣＰＨ命令により、
下記のように、受取ったＭｓｔａｌ；のＣＳ　ｔ＋部分
で基準のＭ　Ａ　Ｃ２ｃａｒｄ、　ｉｓｓをｎ１算する
：ＥＣＰＩＩ：　［ＥＫＨＯ＋５ＳＫＳＴＲ３、Ｃ３Ｄ
］　→ＭＡＣ２、ｃａｒｄ、ｉｓｓもし、計算した基準
Ｍ　Ａ　Ｃ２ｃａｒｄ、　ｉｓｓが、Ｍ　ｓ　ｔ　ａ　
ｔで受取ったＭ　Ａ　Ｃ２ｃａｒｄ、　ｉｓｓに等しけ
れば、ステップＩ２８に進み、そうでない場合は、ステ
ップＩ３０に進む。
ステップエ２８：取引を受諾し、レコードを更新する。
ステップ■２９：肯定的な応答メツセージ（Ｍａｃｋ）
を形成し、取得者システムまたはターミナルのスポンサ
・ホストにＭ　ａ　ｒ：、ｋを送って、ステップＩ３７
に進む。
ステップト３０：取引を拒絶し、否定的な応答メツセー
ジ（Ｍｎａｋ）を形成して、ターミナル及びネタ１〜ワ
ーク管理センタにＭ　ｎ　ａ　ｋを送る。
ステップＪ３１：否定的なＭｓｔａｌ；を処理する。
発行者のＣＫ　１．）　Ｓから得た１ｌｌＹ号キー・パ
ラメータＥＫＨｚｉＳＳ、　ＫＮＩ’ｉｓｓならびにス
テップ■４で記憶した”Ｉ’ｉｓｓ、　ｔｅｒ＋ｎ、　
ｃａｒｄを用いて、Ｒ’ｒＭ　Ｋ命令により、下記のよ
うに、Ｋ　Ｓ　Ｔ　Ｒ２を再生する：ｒｔＴＭＩ（：［
Ｅｘｕｚ＋ｓｓ、　ＫＮＦｉｓｓ、Ｔｉ５ｓ、　ｔｅｒ
ｍ、　ｃａｒｄ］→ＥＫＨｏ＋ｓｓＤｇＮｐ　＋５ｓＴ
ｉＳｓ−ｔｅｒｍ＋ｃａｒｄただし、Ｋ　Ｓ　Ｔ　Ｒ２
はＩ）ｘＮｐ　ｉｓｓ　Ｔｉ５ｓ、　ｔｅｒｍ、　ｃａ
ｒｄと定義される。
ステップＩ３２：　（ステップ１；３１で再生した）暗
号文のキー・パラメータＥＫＩ（Ｏｉｓｓ　Ｋ　Ｓ　Ｔ
　Ｒ２を用いて、（第７図に示した）ＥＣＰＨ命令によ
り、受取ったＭｓｔａｔのＴＦＤ部分で基準Ｍ　Ａ　Ｃ
２ｔｅｒｍ、ｉｓｓを下記のように計算する： ＥＣＰＩ！：　［Ｅｘｏａ　ｉｓｓ　Ｋ　Ｓ　Ｔ　Ｒ２
、’１”　Ｆ　Ｄ　］→Ｍ　Ａ　Ｃ２ｔｅｒｍ、　ｉｓ
ｓ もし、計算された基準Ｍ　Ａ　Ｃ２ｔｅｒｍ、　ｉｓｓ
が、否定的なＭｓｔａｔで受取ったＭ　Ａ　Ｃ２ｔｅｒ
ｍ、　ｉｓｓに等しければ、ステップＩ３３に進み、そ
うでない場合はＩ３６に進む。
ステップエ３３：受取った否定的なＭｓｔａｔがらＴ　
ｉｓｓを取出す。もし、受取ったＴｉ５ｓが、記憶して
いるＴｉ５ｓ（ステップＩ３）に等しければ、ステップ
Ｉ３４に進み、そうでない場合は、ステップＩ３６に進
む。
ステップエ３４：否定的なＭｓｔａｔを受諾し、レコー
ドを更新する。
ステップエ３５：肯定的な応答メツセージ（Ｍａｃｋ）
を形成し、取得者のシステムまたはターミナルのスポン
サ・ホストにＭａｃｋを送って、ステップＩ３７に進む
。
ステップＩ　３６　：否定的なＭｓｔａｌ；を拒絶し、
否定的な応答メツセージ（Ｍ　ｎａｋ　）を形成して、
ターミナル及びネットワーク管理センタに送る。
ステップＪ３７：手順を中止する。
前述の、ネットワーク中のメツセージの有効性を検査す
る方法を示すステップが、第１０図〜第１２図に、流れ
図として示されている。これらのステップは、パーソナ
ル・ポータプル・マイクロプロセツサにおりるステップ
Ｃ１（第１０図）で開始し、ステップ１３７（第１２図
）で取引を終了するまでｉｌｌ続する。
［発明の効果］ 本発明を使ったシステ１１では、Ｉ）　ＯＳターミナル
がスーパーマーケラ１への環境に置かれている場合、一
般的には１〜５秒かがる個人確認検査を、商品が合計さ
れる前に開始し、合計支払い金額の割算が終了するより
もかなり前に終了できるという利点が得られる。利用者
カードに帰する何らかの正当な理由がない限り、商品の
代金の支払いにＥＦＴシステムを利用する顧客に対し、
ターミナルでそれ以上遅延することはあり得ない。
【図面の簡単な説明】
第１図はＥＦＴネットワークの構成部位を示すブロック
図、 第２図はＥＦＴネットワークの小売店構成部位のブロッ
ク図、 第３図〜第９図は良好な実施例で用いた暗号化手法を示
すブロック図、 第１０図〜第１２図は良好な実施例の方法のステップを
示す流れ図、 第１３図〜第１７図は良好な実施例で用いてメツセージ
・フォーマットを示す図である。 １０−・−ＣＩＡＤＰ、１２・・・・Ｐｓｓ、１４・・
・・ネットワーク・ノード、１６・・・・小売店コ”ン
トローラ、１８・・・・ＥＦＴターミナル、２ｏ・・・
・ＰＰＭ、２２・・・・ＤＰシステム、２４・・・・勘
定ターミナル、２６・・・・ＥＦＴモジュール、２８・
・・・消費者モジュール、３ｏ・・・・ＥＦＴモジュー
ル。 ＠２図 第３図 】３ 第７図 Ｔ　ｔｅｒｍ　ｃａｒｄ Ｔｉｓｓ　、ｔｅｒｍ、ｃａｒｄ 第１頁の続き ０発　明　者　リチャード・エドワー　アト・レノン　
ト ０発　明　者　スチーブン・マイケ　アルΦマツチヤス
　エ ０発　明　者　カール・ハインツーヴ　アイルヘルム・
メイヤー　− ［株］発明者　ショナサン・オシーズ　アメリカ合衆国
ニューヨーク州ソージャティース、マウン・エアリイ・
ロード６２２旙地 メリカ合衆国ニューヨーク州キックストン、ボックス１
９フ、ロード５番地 メッカ合衆国ニューヨーク州キンクストン、ノーマ・コ
ト２７番地

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 ターミナルがデータ通信ネットワークを介してデータ処
    理センタに接続された自動取引処理システムの該ターミ
    ナルにおいて人力された個人識別番号（Ｉ）ＩＮ）の有
    効性を検査する方法であって、該システムの各利用者は
    、個人キー（ＫＰ）および個人取引口座番号（ＰＡＮ）
    が記憶されている処理記能付きバンク・カードを有し、
    該データ処理センタは、ＰＩＮおよびＫＰのマスタ・リ
    スト、またはＰ　Ａ　Ｎによってｌ＋　Ｉ　ＮおよびＫ
    Ｐを索引する論理機能を保持し、 （１）　ＰＡＮをバンク・カードからターミナルを介し
    てデータ処理センタへ転送し、 （２）データ処理センタにおいて転送されたＰＡ、Ｎに
    基いて得られたＰｉＮおよびＫＰに直接依存する取引変
    数確認パラメータ′Ｉ’　Ａ　Ｐを生成し。 （３）　ＴＡＰをターミナルに転送して記憶し、（４）
    利用者によりターミナルで入力されたＰＩＮをカードに
    転送し、 （５）入力されたＰＩＮとバンク・カードに記憶されて
    いるＫＰに直接依存する取引変数確認パラメータ（ＴＡ
    Ｐｃ）をバンク・カードで生成し、−（６）　ＴＡＰｃ
    をバンク・カードからターミナルに転送し、ターミナル
    において、データ処理センタから転送され記憶されたＴ
    　Ａ　Ｐとカードから受取ったＴ　Ａ　Ｐ　ｃを比較し
    て、両者が一致するときは入力されたＰＩＮが有効であ
    ったことを表示する ステップを含むことを特徴とする個人識別番号の有効性
    を検査する方法。
JP59171019A 1983-09-17 1984-08-18 個人識別番号の有効性を検査する方法 Granted JPS6072065A (ja)

Applications Claiming Priority (2)

Application Number Priority Date Filing Date Title
GB08324916A GB2146814A (en) 1983-09-17 1983-09-17 Electronic fund transfer systems
GB8324916 1983-09-17

Publications (2)

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JPS6072065A true JPS6072065A (ja) 1985-04-24
JPH0256701B2 JPH0256701B2 (ja) 1990-11-30

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EP (1) EP0137999B1 (ja)
JP (1) JPS6072065A (ja)
AU (1) AU565332B2 (ja)
DE (1) DE3481739D1 (ja)
GB (1) GB2146814A (ja)

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