JPS6091477A - 自動取引処理システム - Google Patents

自動取引処理システム

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JPS6091477A
JPS6091477A JP59147704A JP14770484A JPS6091477A JP S6091477 A JPS6091477 A JP S6091477A JP 59147704 A JP59147704 A JP 59147704A JP 14770484 A JP14770484 A JP 14770484A JP S6091477 A JPS6091477 A JP S6091477A
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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に、特
にこのようなシステムの利用者個人の確認に関する。
［従来波？１？］ 電子式銀行預金振替（ＥＦＴ）は、取引（トランザクシ
ョン）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、３− すなわち販売点の（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。
ＰＯＳターミナルは、ＥＦＴターミナルに必要な機能を
含み、ＥＦＴネット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（ＩＢＭコーポレーション
）は、利用者（顧客）及び小売業者がそれぞれホスト中
央処理装置（ＣＰＵ）のデータ記憶装置に暗号キ一番号
、即ち小売業者キーＫｒ及び利用者キーＫｐ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４一 番号及び小売業者取引番号と一緒に記憶されている暗号
キ一番号、すなわち小売業者キーＫｒ及び利用者キーＫ
ｐを有す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Ｃ
ＰＵの間で伝送されるデータを暗号化するのに使われる
。該システムを利用することができるのは、明らかに、
利用者すなわちホストＣＰＵに記憶された識別番号と暗
号キ一番号を有する顧客だけである。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
間は長くなるので、最適なオンライン取引処理を維持す
るためには、利用者に数には一定の限度がある。
前記システムは、単一のドメイン（定義域）に過ぎず、
個人識別番号（ＰＩＮ）の使用には関連しない。利用者
の身元確認はホストＣＰＵでＰＩＮなしに行なわれるの
で、盗まれたカードを取引に使用する利用者には何の障
害もない。
欧州公開特許第１８１２９号（Ｍｏｔｏｒｏｌａ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プライバシ
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ＣＰＵに保持される。Ｃ
ＰＵに送られた識別コードと１次暗号キーの対は、ＣＰ
Ｕに記憶された識別コードと１次暗号キーの対と比較さ
れる。ターミナルから送られた暗号化されたデータはＣ
ＰＵが受取る前に正確な比較を要求される。
ネットワークによって送られ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・キーを用いた
無許可の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、単
一のドメインである。それ故、前記欧州公開特許（第１
．８１２９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。
英国特許出願第２０５２５１３Ａ号（ＡｔａｌｌａＴｅ
ｃｈｎｏｖａｔｉｏｎｓ社）は、前述の２つの欧州公開
特許に説明されているようなネットワークでステージョ
ンからステーションへ普通車の個人識別番号（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Ｐ
ＩＮ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Ｐ
ＩＮ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ＰＩＮ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、ランダムな、少
なくとも１４キヤラクタ（各４ビツト）を有するＰＩＮ
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。もし、利
用者が容易に記憶できる句（ｐｈｒａｓｅ）がＰＩＮと
して使用されるなら、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、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単一のホストＣＰＵ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ＷＯ第８１１０２６５５号（Ｍａｒｖｉ
ｎ　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７− ンビュータに転送され、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
のに必要とさ九るデータをそれが、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。
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・キーのリストを維持することは、ター
ミナル・キーが管理されず、従ってカード発行ホストに
知られていないような複雑なシステムでは、明らかに困
難なタスクである。
欧州公開特許第５５５８０号（ＩｌｏｎｅｙｗａｌｌＩ
ｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ　Ｓｙｓｔｅｍｓ社）は、入力点
ターミナルでＰＩＮ確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（ＢＩＮ）、利用
者口座番号（Ａ　ＣＣＮ）及びＰＩＮオフセット番号を
磁気ストライプでコード化したカードを８− 利用者ごとに発行することにより行なわれる。ＰＩＮオ
フセットはＰＩＮ、ＢＩＮ及びＡＣＣＮから計算される
。利用者はターミナルに接続されたキーボードにＰＩＮ
を入力し、ターミナルはカードからＰＩＮオフセット、
ＢＩＮ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、ＢＩＮ及びＡＣＣＮ
からＰＩＮオフセットを再計算する。もし、再計算され
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ＰＩＮ
、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ＰＩ
Ｎ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
ストライプ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
国特許出願第２０８１６４．４．　Ａ号及び同第２０９
５１７５Ａ号に示されている。
欧州特許出願筒８２３０６９８９．３号（ＩＢＭ）は、
ネットワークを介してＰＩＮ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個
人識別番号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。
ＰＩＮ及び個人取引口座番号（ＰＡＮ）により許可パラ
メータ（ＤＡＰ）が取出される。特異なメツセージがＰ
ＡＮ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（ＶＡＰ）を識別するのに用
いられる。ＶＡＰは、送られ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ＭＡＣ
）が取引ターミナルに返送される。取引ターミナルは、
ＤＡＰを用いて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（ＤＭＡＣ）を生
成する。ＤＭＡＣとＭＡＣは比較され、その結果はＰＩ
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
ドにのっている全情報にアクセスできるので、それがシ
ステムの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、暗号的に保全
された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、
使用する通信保全システムは米国特許第４．２２７２５
３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複数ドメイ
ン通信ネットワークの異なったドメインの間のデータ伝
送のための通信保全システムを説明している。ホスト・
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１つのドメインのホスト・システ
ムが別のドメインのホスト・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
ホスト・システムに既知の、相互に合意した交差ドメイ
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・システムに知られなく
てすむ。交差ドメイン・＝１２− キーは、送信ホスト・システムでキーを暗号化するキー
によって、ならびに、受信ホスト・システムでキーを暗
号化する別のキーによって暗号化される。送信ホスト・
システムは、暗号文のセツション・キーを作成し、送信
交差ドメイン・キーと一緒に変換機能を実行し、受信ホ
スト・システムへの伝送のための交差ドメイン・キーに
よりセツション・キーを再暗号化する。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てある。
本発明は、カード利用者の個人取引口座番号（ＰＡＮ）
、個人キー（ＫＰ）及び取引変数に依存する時間変数キ
ーを用いる。発行者のホストが、（良好な実施例でＫＳ
ＴＲＩと同じに扱われる）時間変数キーを用いて生成さ
れたメツセージ確認コードを含むメツセージを受取ると
、発行者は、そのメツセージが形成されたとき有効なＰ
ＡＮ及び有効なＫＰを有する利用者が関係したこと、及
びそのメツセージが潜在的に不正なソースから作成され
たのではないことが保証される。
不正にアクセスされるもう１つのソースは、キーＫＳに
よる取引変数の暗号化により、かつ、この数値をメツセ
ージ確認コードの計算に用いることにより保護される。
交差ドメイン・キーにより暗号化されたセツション・キ
ーを含む発行者がメツセージを受取るとき、もし何らか
の理由により暗号文の即ち暗号化されたセツション・キ
ーが変更されているならば、変更されたセツション・キ
ーで計算された暗号文のセツション・キーは、受　ＩＱ
　− 取ったメツセージ確１忍コード（ＭＡＣ）と同じではな
い。それ故、このＭＡＣ検査は、そのＭＡＣが計算され
たメツセージの部分の有効性を確認するのみならず、暗
号文のセツション・キーの正確な受取りについてもその
有効性を確認する。
また、ＥＦＴターミナルで生成された取引変数、及びカ
ードにだけ保持された個人キー（ＫＰ）の使用は、潜在
的に不正な利用者、ターミナル操作員または潜在的に不
正な発行者でさえも、取引変数が個々に生成できないこ
とを保証する。
本発明によれば、局所データ処理センタ（取得者）を介
して公共の交換システム（交換）にＥＦＴターミナルが
接続され、また、公共の交換システムには複数のカード
発行機関のデータ処理センタが接続され、かつ１個人取
引口座番号（ＰＡＮ）及び個人キー（ＫＰ）を記憶して
いるインテリジェント個人バンク・カードをＥＦＴシス
テムの各利用者に持たせる電子銀行預金振替システムが
提供される。このシステムには： 各局所データ処理センタで、局所的に接続されたターミ
ルの各々のセツション・４−　（ＫＳ）を生成し、かつ
、それぞれのターミナルへ関連セツション・キーを転送
する手段と、 各ターミナルで、セツション・キーを記憶する手段と、 取引要求メツセージが生成されるごとに感知可能なデー
タ（ＰＡＮ）をセツション・キーにより暗号化する手段
と、 ターミナルで開始された取引ごとの取引変数を生成し、
それをカードに転送する手段と、ＫＳによって暗号化さ
れた取引変数を含むメツセージ要求を利用者カードに転
送する手段、及びカード上で利用者のＰＡＮ、ＫＰ及び
取引変数に基づいた時間変数キー（ＫＳＴＲＩ）を用い
てメツセージ確認コードを生成する手段と、各局所デー
タ処理センタで、取引要求メツセージを受取るごとに交
差ドメイン・キーにより適切なセツション・キーを暗号
化し、かつ暗号化されたキーをそのメツセージに付加す
る手段と、公衆交換システムの各処理ノードで、受取っ
た１ｂ− 交差ドメイン・キーにより暗号化されたセツション・キ
ーを伝送交差ドメイン・キーに変換する手段と、 カード発行機関のデータ処理センタで、暗号化されたセ
ツション・キーを解読し、かつそのキーを用いて要求メ
ツセージに含まれた感知可能なデータを解読する手段と
、 受取ったメツセージに含まれたメツセージ確認コードと
比較するため、ＰＡＮ及びＫＰならびに受取った取引変
数に基づいたパラメータから生成されるＫＳＴＲＩを用
いてメツセージ確認コードを再生する手段と が含まれる。
［実施例］ 本明細書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（ＰＡＮ−ＫＰ及びＰＩＮから生
成される） ＢＩＤ＝銀行またはカード発行者の識別ＫＩ＝交換キー ＫＰ＝個人キー ＫＭＯ＝ホスト・マスク・キー ＫＭ　１　＝第１のホスト・マスク・キー変形ＫＭ　２
　＝ｔｇ　２のホスト・マスク・キー変形ＫＭ３＝第３
のホスト・マスク・キー変形ＫＭＴ＝ターミナル・マス
ク・キー ＫＳ＝セツション・キー ＫＳＴＲ１＝取引セツション・キー１（Ｔｔｅｒｍ、　
ｃａｒｄ及びＫＴＲＩから生成される） ＫＳＴＲ２＝取引セツション・キー２（ランダムに、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から生成され
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Ｔ
ｔｅｒｍ　＝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Ｔｔｅｒ
ｍ及びＴｃａｒｄから生成された時間変数情 報 Ｔｉ５ｓ−ｔｅｒｍ＋ｃａｒｃｌ：Ｔｉ５ｓ及びＴｔｅ
ｒｍ＋ｃａｒｄから生成された時間変数情報 ＴＡＰ１＝時間変数確認パラメータ（Ｔｔｅｒｍ、ｃａ
ｒｄ及びＡＰから生成される） ＴＡＰ２＝時間変数確認パラメータ（Ｔｉｓｓ、ｔｅｒ
ｍ、　ｃａｒｄ及びＴＡＰＩから生成される） ＴＩＤ＝ターミナル識別コード Ｓ　Ｅ　Ｑｔｅｒｍ−ターミナル・シーケンス番号１９
− 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
ＰＳＳ１２からネツ１−ワーク・ノード１４を介して小
売店コントローラ１６に接続するＥＦＴネットワークが
示されている。各小売店コントローラ１６は、電源及び
入出力装置を含むインタフェースを有する小売店のＥＦ
Ｔ取引ターミナル１８に直結さ九、カード発行機関の１
つ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。
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２０− ニ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ＥＦＴ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
ている電子卓上計算機、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ＰＯＳならびにＲＡＭを備えている。ネットワーク・
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、ＲＯ８
，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（ＰＡＮ）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ＰＡ
Ｎ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。ＢＩＤは、Ｅ
ＦＴ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。
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。ネット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＝　９１− 夕処理装置と暗号装置が設けられる。
取引メツセージの安全な伝送を行なうためにＥＦＴネッ
トワークをセットアツプする場合、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二カード発行機関で生成され、 ＥＩＩＩＩＮＩＢＫＰ　（ＰＡＮ）　ｅＰＡＮと定義さ
れる。
ＫＩ：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、 ＤＫＰ　（Ｐ　Ａ　Ｎ）ｅＰＡＮ と定義される。
ＫＴＲ２：発行者で生成され、 ＤｐｒＮｓｘｐ　（ＰＡＮ＋１　）　ｅ　（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。
ＴＩＤ：取得者で生成される。
ただし、ｅはモジュロ２の加算を意味し、＋はモジュロ
２６４の加算詮意味する。
システムの初期設定に際し、ＫＰ、ＰＩＮ及びＰＡＮの
数値は、各利用者カードに独特のＡＰ、ＫＴＲＩ及びＫ
ＴＲ２を生成するのに用いられる。
数値ＡＰ、ＫＴＲＩ及びＫＴＲ２は、発行者のデータ処
理センタに記憶され、発行者のマスター・（以下余白） ７４− 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、Ｐ
ＩＮ及びＫＰ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、ＫＴＲＩ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−夕処理（Ｄ　Ｐ）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ＰＳＳのネットワーク・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
ステムで使用可能である。
″データを暗号化する”　（Ｅ　ＣＰ　Ｉ（）命令二Ｅ
　ＣＰ　Ｈ：　［ＥＫＭＯＫ、Ｘ□、Ｘ２・・・・、Ｘ
ｎ］→ＥＫｘ１、ＥＫ　（Ｘ２　ｅＥｖＸｌ）、・・・
・、Ｅｘ（ＸｎｅＥＫＸｎ−ｔ） ″データを暗号解読する”　（Ｄ　ＣＰ　Ｈ）命令＝Ｄ
　ＣＰ　Ｈ：　［ＥＫＨ，に、　Ｙ、、ＹＺ、・・・・
、Ｙｎ］→ＤＫＹ□、ｋ　（ＹＺ　）　ｅ　Ｙｉ、・・
・・Ｄｘ（Ｙｎ）ΦＹｎ−ｘ″マスタ・キーをセットす
る″　（ＳＭＫ）命令：ＳＭＫ：　［ＫＭＯコ暗号キー
ＫＭＯをマスタ・キー記憶に書込む。
２７− “マスタ・キーによって暗号化する″　（ＥＭＫＯ）命
令： ＥＭＫＯ：　［Ｋ］→ＥＫＭ。Ｋ ″マスタ・キーから再暗号化する”　（ＲＦＭＫ）命令
： ＲＦＭＫ　：　［ＥｘＨ，ＫＮ、　ＥＫＨｏＫ］→Ｅ　
ＫｎＫ″マスタ・キーに再暗号化する”　（ＲＴ　Ｍ　
Ｋ　）命令： ＲＴＭＫ　：　［ＥＫＭ２ＫＮ、　ＥＫＮＫＩ→ＥＫＭ
ｏ　Ｋ“セツション・キーを変換する”　（ＴＲ８Ｋ）
命令： Ｔ　ＲＳ　Ｋ　：　［Ｅ　ＫＭａＫＮｌ、ＥＫＮ、ＫＳ
、　ＥＫＨＩＫＮ２］→ＥＫＮ２ＫＳ 欧州特許出願第８２１１０８／４９号はこのＴＲ８Ｋ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”　（Ｌ　Ｋ　Ｄ　）命令＝ＬＫＤ：
　［Ｋ］暗号キーＫを作業用キー記憶にロードする。
“マスク・キーを書込む”　（ＷＭＫ）命令：ＷＭＫ：
　［ＫＭＴコ暗号キーＫＭＴをマスタ・キー記憶に書込
む。
″キーを暗号解読する’　（ＤＥＣＫ）命令＝Ｄ　Ｅ　
ＣＫ　：　［ＥＫＭＴＫ］ターミナル・マスタ・キーＫ
ＭＴによってＥＫＭ□Ｋを暗号解読し、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”　（ＥＮＣ）命令： Ｅ　Ｎ　Ｃ：　［Ｘ　１、Ｘ２、・・・・、Ｘｎｌ→Ｅ
ＫＨＸｘ、ＥＫｌ、ｌ　（Ｘ２　ｅＥＫｈＸｔ　）、・
・・・、ＥＫｌ、ｌ　（Ｘｎｅｌ！、Ｋｗ（Ｘｎ−ｔ）
）ただし、ＫＷ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”（ＤＥＣ）命令： ＤＥＣ：　［Ｙｌ、■２、”　”Ｙｎｌ→ｋｈ　（Ｙｉ
　）、ＤＫｌ、１（ＹＺ　）　ｅ　Ｙｚ、・・・・ＤＫ
ｗ（Ｙｎ）ΦＹｎ−□ （注）：ＫＷは前記に同じ。
″データを暗号化する’　（Ｅ　ＣＰ　Ｈ）命令：Ｅ　
ＣＰ　Ｈ：　［ＥＫＭＴＫ、　Ｘｌ、Ｘ２、・・・・、
Ｘｎ］　ｚ８− →ｋ（Ｘｌ）、ＥＫ　（Ｘ２ΦＵＫ（Ｘｉ））、・・・
・、ＥＫ　（ＸｎΦＥＫ（Ｘｎ−１，））″データを暗
号解読する”（ＤＣＰＨ）命令：Ｄ　ＣＰ　Ｈ：　［Ｅ
　ＫＭＴＫ、　Ｙ　ｌ、ＹＺ、・・・・、Ｙｎ］→ＤＫ
　（Ｙｌ）、ＤＫ　（ＹＺ　）ΦＹ１、・・・・、ＯＫ
　（Ｙｎ）　ｅＹｎ−ｚ 発行者に保持された数値は、プロセッサのマスタ・キー
ＫＭＯまたはマスタ・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ＫＮ２によって暗
号化され、暗号文ＥＫＨ２Ｑとして記憶される。この暗
号文は解読器３０１においてＫＮ２をキーとして使って
解読され、普通文の形式で値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
文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ＥＫ、
ｏＫＥＹを生じる。この第１の動作はＲＴＭＫ機能と呼
ばれる。
次に解読器３０４において、ＫＭＯをキーとして暗号文
ＥＫＭｏＫＥＹを解読し、暗号文３０５においてその解
読されたＫＥＹをキーとしてＱ２を暗号化し、暗号文Ｅ
ＫＢＹＱ２が生じる。この第２の動作はＥＣＰＨ機能と
呼ばれる。
これらの命令は全て、暗号保護が施されたハードウェア
回路（暗号装置または保護モジュールと呼ばれる）で行
なわれるので、Ｑ及びＫＥＹは普通文で現われるが、そ
のハードウェア回路の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、記憶されたキーＫ　Ｉ（Ｅ
ＫＭｌＫＩ）は解読器４０１においてＫＭＩをキーとし
て用いて解読され、ＫＩを普通文で生じる。又、ＫＭＯ
によって暗号化され、記憶された、もう１つのキーＫＥ
Ｙ　（ＥＨｏＫＥＹ）は、解読器４０２においてＫＭＯ
をキーとして用いて解読される。その結果化じたＫＥＹ
は、暗号器４０３においてＫＩをキーとして用いて暗号
化されＥＫ、ＫＥＹを生じる。
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（ＫＭＴ、）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・キー　（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： ＥＭＫＩ　：　［ＫＭＴｉｌ→Ｅ　ＫＭＩ　ａｃｑ　Ｋ
　Ｍ　Ｔ　ｉ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・セットに記憶される。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Ｋ　Ｎ　Ｆ　ａｃｑ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
Ｅ　ＫＭＴ　Ｉ　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：［ＥＫＭＨ３ａｃｑＫＮＦａｃ’１．　ＥＫ
ＮＦ　ａｃｑＫ　Ｓ、Ｅ　ｉ＜ｏｕｔａｃｑＫＭＴｉｌ
→ＥＫＩＴ　＋　ＫＳＫＳはここでＫＭＴｉ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ネットワークがセラｌヘアツブされて初期設定が
完了すると、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３２− 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（第１図）の動　啄 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。
Ｔ　ｃａｒｄは時間変数量であり、本発明の方法は、時
刻機構のような世界標準時とは異なった時面変数量を用
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（ＰＰＭ２０゜ＥＦＴターミナル１８及びカ
ード発行者のデータ処理センタＣＩＡＤＰＩＯ）は、そ
れ自身の時間変数量Ｔｃａｒｄ、　Ｔｔｅｒｍ及びＴ　
ｉｓｓ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
得られる。
ＥＦＴターミナル１８（第１　）の動作；ステップＴ　
１　：　Ｔｔｅｒｍを生成するとともに、Ｔｃａｒｄ、
とＴ　ｔｅｒｍを組合せたＴ　ｔｅｒｍ、　Ｔ　ｃａｒ
ｄを生成する。Ｔ　ｔｅｒｍ、　Ｔ　ｃａｒｄの生成は
第５図に示されている。変数Ｔ　ｃａｒｄは、暗号器５
０１において変数Ｔｔｃｒｍ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、Ｌ
ＫＤ命令を用いて、Ｔ　ｔｅｒｏを作業用キーとしてロ
ードし、次いで、ＥＮＣ命令を用いて、　Ｔｃａｒｄを
Ｔ　ｔｅｒｍ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：　［Ｔｃａｒｄｌ→Ｅ　ｒｔｅｒ　、ｎＴ
　ｃａｒｄこのＥ　ｒｔｅｒｍ　Ｔ　ｃａｒｄは、Ｔｔ
ｅｒｍ、　ｃａｒｄと呼ばれ、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ットを有するメツセージ要求（Ｍ
ｒｅｑ）を表示する。このフォーマットには、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Ｔｔｅ
ｒｍ、　ｃａｒｄ、記憶されているカード情報、ＴＩＤ
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Ｔ　ｔｅｒｍ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。
一肚ヱ」（失動Ａ聾ニ ステップＣ２：受取ったＴ　ｔｅｒｍを用い、第５図に
示した手法によって、基準のＴｔｅｒｍ、　ｃａｒｄを
生成する。
ステップＣ３：　ＫＰ及びＴｔｅｒｍ、　ｃａｒｄを用
いて取引セツション・キー（ＫＳＴＲＩ）を生成して記
憶する。ＫＳＴＲＩ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ＰＡＮ及びＫＰ、なら
びに（ステップＣ２で）カードから生成されたＴｔｅｒ
ｍ、　ｃａｒｄにより生成される。
ＫＳＴＲＩの生成は第６図に示されている。ＰＡＮは、
解読器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ＫＴＲＩを生成する。そして、Ｔｔ
ｅｒｍ、　ｃａｒｄは、−；ｓｂ　− 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ＫＳＴＲＩを生成する。
ステップＣ４：　ＫＳＴＲＩとＴ　ｔｅｒｍ、　ｃａｒ
ｄの両者をＰＰＭのＲＡＭに記憶する。
ステップＣ５：　Ｔｔｅｒｉｎ％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（Ｍ　Ａ　
Ｃ）の生成は、第７図に示されている。この方法はＤＥ
Ｓの標準的な暗号ブロック・チェーニング（ＣＢ　Ｃ）
モードである。Ｘｌ、ｘ２・・・・Ｘｎと定義された入
力は、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■ＣＶは、このプロセスにおいてＯ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ＯＲされ、このＸＯＲ回路の出力は
暗号器７０４においてキーＫにより暗号化される。この
プロセスは、入力がＸｎ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ＴＲ部分及びＭＡＣＩｃａ
ｒｄ、ｉｓｓをＥＦＴターミナルに転送する。
ＥＦＩターミナルのＪ　； ステップＴ　５　：　Ｍｒｅｑをターミナルが受取ると
、どのシステムのプライバシ要求にも適合するように、
ＭｒｅｑのＰＡＮフィールドをセツション・キーによっ
て暗号化する。Ｍｒｅｑ内の普通文のＰＡＮ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ＰＳＳ１２を介して
、発行者のデータ処理センタＣＩＡＤＰＩＯ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：　［ＥＫＭＴＩＫＳ、ＰＡＮＥ→Ｅｋｓ
ＰＡＮ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ＥＫｌ（Ｔ　＋　ＫＳを
解読し、ＫＳを作業用キーとして普通文で取出し、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ＥＫｓＰＡＮ
を取出す。
ＭｒｅｑのＴ　ｔｅｒｍ、　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： ＥＣ円（：［ＥＫＨＴＩＫＳ、Ｔｔｅｒｍ、ｃａｒｄ］
→ＥＫｓＴｔｅｒｍ、ｃａｒｄそして、Ｍｒｅｑ内の普
通文のＴｔｅｒｍ、　ｃａｒｄを暗号文のＴｔａｒｍ、
　ｃａｒｄに取替える。
ステツブＴ６：受取ったＭｒｅｑ、Ｍ　Ａ　Ｃ１ｃａｒ
ｄ、ｉｓｓ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ＣＩＡＤＰに転送する（第１図）。
−ｊソ　− ネットワーク・ノード（又は取得者システム）の： 受取ったＭｒｅｑからＴＩＤを識別する。
ステップＮ１：取得者の暗号キー・データ・セット（Ｃ
ＫＤＳ）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　ＫＨ２８ＣＣＩ　Ｋ　Ｎ　Ｆ　ａｃｑ
及びＥｘＭｘａｃｑＫ　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ＥｋＮｐ　ａｃｑＫ　Ｓと一緒
に、ＴＲ８Ｋ命令を用いて、ＫＳ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Ｋ　Ｉ　ａｃｑ−ｓｗによる暗号へ再暗号化し、
下記のように、ＥＫ工ａｃ（１，ＳＷＫ　Ｓを生成する
：Ｔ　ＲＳ　Ｋ　：　［ＥＫＭａａＣｑＫＮＦ８Ｃｑ、
　［ＥＫＮＦ　ａｃｑＫＳ、Ｅ　ＫＨ１８ＱＱ　Ｋ　Ｉ
　ａｅＱ、ｓｗ］→Ｅ　Ｋ］８Ｃｑ＋ｓｗ　Ｋ　Ｓ 欧州特許出願筒８２１１−０８／４．９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ット）に示４０− すように、Ｅ　Ｋｒａｃｑ、　ｓｌ、ＩＫ　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
交換の動作 スフ−ツブＳ１：暗号文のセツション・キーＥ８□８゜
９、Ｓ、ｌＫＳ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ＥＫＭ３ｓｗＫＩａｃｑ、　ＳＷ及
びＥ□□ｓｗＫＩｓｗ、ｉｓｓ、ならびに受取った暗号
文のセツション・キーＥ８□ａｃｑ、５ＷＫＳと一緒に
ＴＲ８Ｋ命令を用いて、ＫＳを、Ｋ　Ｉ　ａｃｑ、　ｓ
ｗによる暗号化から、ＫＩｓν、ｉｓｓによる暗号化へ
、下記の示すように再暗号化する。
ＴＲ３Ｋ：［ＥＫＭ、ＳＬ、ｌＫ　Ｉ　ａｃｑ、ＳＷ、
　ＥＫＩ８ＣＱ、　５ｈＫｓ、Ｅ　ＫＨｘ　ｓｌ、ＩＫ
　Ｉ　ｓｗ、ｉｓｓ］→ＥＫｆｆＳＨ−ｉＳＳＫＳＭｒ
ｅｑ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ＥＫ
ＩＳＷ、＋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。
′−のデータ処理センタの　二ニ ステップＩ　１　：　Ｍｒｅｑを受取って記憶し、ＴＩ
Ｄを用いてそれを索引する。暗号セツション・キＥＫＩ
ＳＩ−１，＋５ｓＫＳをＭｒｅｑから取出す。発行者の
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ＥＫＨ２ｚｓｓＫＩｓｗ、　
ｉｓｓ、および受取った暗号文のセツション・キーＥＫ
Ｉ１５Ｗ−ｔｓｓＫｓと一緒にＲＴＭＫ命令を用いて、
下記に示すように、ＫＳを、ＫＩＳＷ−ｉｓｓによる暗
号から、発行者のホストマスタ・キーＫＭ　Ｏｉｓｓに
よる暗号へ再暗号化する： ＲＴＭＫ：　［ＥＫＭ２　ｚｓｓＫＩｓ％ｉ、　ｉｓｓ
、　ＥＫＩＳｌ、１．　＋５ｓＫＳ］→Ｅ　ＫＨｏ　ｌ
　８ＳＫ　Ｓ ＥＫＭＩＩ　＋　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ＥＫＳ　Ｔ
　ｔｅｒｍ　、ｃａｒｄを取出し、下記のように、ＤＣ
ＰＨ命令により、取戻した暗号文のセツション・キーＥ
　ＫＭＯＩＳＳ　Ｋ　Ｓを用いて、暗号文Ｔ　ｔｅｒｍ
、ｃａｒｄを解読し、下記のようにＴ　ｔｅｒｎ＋、　
ｃａｒｄを普通文で取出す：ＤＣＰＨ：［ＥＫＭｏ＋５
ｓＫＳ、ＥＫｓＴｔｅｒｍ、ｃａｒｄｌ→Ｔｔｅｒｍ、
ｃａｒｄ Ｍｒｅｑ内の暗号文Ｔｔｅｒｍ＋ｃａｒｄを普通文Ｔｔ
ｅｒｍ＋ｃａｒｄに取替える。
ＭｒｅｑからＥＫＳＰＡＮを取出して一時記憶バツファ
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）１０　＋５ｓＫＳと一緒に、ＤＣＰ
Ｈ命令を用いて、Ｅ、５ＰＡＮを解読し、普通文のＰＡ
Ｎを得る： ＤＣＰＨ：［ＥＨｏｏ＋５ｓＫＳ−ＥＫＳＰＡＮＩ→Ｐ
ＡＮステップ■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ＥＫ
ＳＰＡＮをＰＡＮに取替え、ステップエ３に進む。そう
でない場合は、ステップ１１７に進む。
ステップＩ３：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Ｔ　ｉｓｓを発行４３− 者のホスト・マスタ・キーＫＭＯｉｓｓにより暗号化す
る： ＥＭＫＯ：　［Ｔｉ５ｓコ→Ｅ　ＫＭＩＩ　＋５５Ｔｉ
ｓｓＥＣＰＨ命令を用い、Ｔ　ｉｓｓの暗号文形式（す
なわち、Ｅ□。１ｓｓＴｉｓｓ）の値をキーとして、時
間変数Ｔｉ５ｓ、　ｔｅｒｎ＋、ｃａｒｄを生成・記憶
し、下記のように、Ｍｒｅｑで受取ったＴｔｅｒｍ、　
ｃａｒｄを暗号化してＥｌＩ；ＢＴｔｅｒｍ、　ｃａｒ
ｄを生成する：ＥＣＰＩＩ：ｌ：ＥＫＩ（ｎｔｓＳＴｉ
ｓｓＴｔｅｒｍ−ｃａｒｄｌ→ＥｒｚｓｓＴｔｅｒｍ＋
ｃａｒｄ ただし、所望のＴｉ５ｓ、　ｔｅｒｍ、　ｃａｒｄはＥ
　Ｔｌ５ＳＴ　ｔｅｒｍ、　ｃａｒｄと定義きれる。
ステップ■５：発行者のＣＫＤＳから得た暗号文のキー
・パラメータＥ　Ｋ）１２　ｉｓｓ　Ｋ　Ｎ　Ｆ　ｉｓ
ｓ及びステップＴ４で得たＴｉ５ｓ、　ｔｅｒｍ、　ｃ
ａｒｄと一緒に第３図のＲＴＭＫ命令を用いてＫＳＴＲ
２を生成し、下記に示すように、ＥｖＨｏｘｓｓＫ　Ｓ
　Ｔ　Ｒ２を得る：ＲＴＭＫ：［ＥＫＭ□ｌ５ＳＫ　Ｎ
　Ｆｉｓｓ＋Ｔｉ５ｓ＋ｔｅｒｍ、　ｃａｒｄｌ→ＥＫ
ＭｏｉＳＳ　（ＤＫＮＦ　＋５ｓＴｉｓｓ、　ｔｅｒｍ
＋ｃａｒｄ）ただし、ＫＳＴＲ２はＤＫＮＦ　ＩｇｓＴ
ｉｓｓ、　ｔｅｒｍ、　ｃａｒｄと４４一 定義される。
ステップエ６：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ＥＫＨｚｉＳＳＫＴＲＩ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ＫＳＴＲＩを生成し
、下記に示すように、Ｅ　ＫＭｏ　ＩＳＳ　ＫＳＴＲＩ
を生成する： ＲＴＭＫ：［ＥＫＭ２＋５ｓＫＴ　Ｒ１、Ｔｔｅｒ＋ｎ
、　ｃａｒｄｌ　−＋ＥＫＭＩＩＩＳＳ　（ＤＫｒＲＩ
Ｔｔｅｒｍ、　ｃａｒｄ）ただし、ＫＳＴＲＩはＤ　Ｋ
ＴＲＩＴ　ｔｅｒｍ　、ｃａｒｄと定義される。
ステップエフ：　（ステップ■６で得た）暗号文のキー
・パラメータＥＫ＋ｏｘｓｓＫ　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Ｍ
ｒｅｑのＴＲ（取引要求）部分で基準ＭＡＣ１ｃａｒｄ
、　ｉｓｓを、下記のように計算する：ＥＣＰＩ（：［
ＥＫＨｏｘｓｓＫ　Ｓ　Ｔ　Ｒ１、ＴＲＩ→Ｍ　Ａ　Ｃ
１ｃａｒｄ、ｉｓｓ ステップ■８：もし、基準Ｍ　Ａ　Ｃ１ｃａｒｄ、　ｉ
ｓｓが、受取ったＭ　Ａ　Ｃ１，ｃａｒｄ、　ｉｓｓに
等しければ、Ｍｒｅｑを受諾してステップＩ９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。
（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ＫＳを有効と認めることでもある。
もし、ＫＳが変更されれば、解読されたＴｔｅｒｍ、　
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：Ｔ　ｔｅｒｍ、　ｃａ
ｒｄ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
、保護上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Ｉ９：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Ｉ
ＩＯ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ＩＩＯ：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□２１ＳＳＡＰ及びＭｒｅｑで受取
ったＴ　ｔｅｒｍ、　ｃａｒｄと一緒に、ＲＴＭＫ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：ＲＴＭＫ：［ＥＫＭ２＋５
ｓＡＰ、Ｔｔｅｒｍ、ｃａｒｄコ→ＥＫＭｏ＋ｓｓ（Ｄ
ＡｐＴｔｅｒｍ−ｃａｒｄ）ただし、ＴＡＰ　１はＤＡ
Ｐ　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ＴＡ
Ｐｉ　（すなわち、ＥＫＭ［１ｌＳＳＴＡＰ　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： ＤＣＰＨ：［ＥＫＭ［ｌ＋５ｓＴＡＰ１、Ｔｉ５ｓ、ｔ
ｅｒｍ、ｃａｒｄ］→Ｄ７Ａｐ１Ｔｉｓｓ、ｔｅｒｍ、
ｃａｒｄただし、ＴＡＰ２はＤｙＡｐｌＴｉｓｓ、　ｔ
ｅｒｍ、ｃａｒｄと定義される。
ＴＡＰＩは、ＤＡｐＴｔｅｒｍ、ｃａｒｄと定義され、
第３図のＲＴＭＫ機能を用いて得られる。ただし、Ｑは
ＡＰ　（初期設定プロセスの間に予め生成された値（Ｅ
ＫｐｅｅｐｒＮＰＡＮ）ΦＰＡＮ）であり、ＫＥＹはＴ
ｔｅｒｍ、ｃａｒｄである。ＲＴＭＫ動作の結果は、下
記のように、ＥＫ、ｏＴＡＰＩである：ＲＴＭＫ：［Ｅ
ＫＨｚ＋５ｓＡＰ、　Ｔｔｅｒｍ、　ｃａｒｄ］→ＥＨ
ＨｏＴＡＰＩＴＡＰ２は、ＤｒＡｐｔＴｉｓｓ、　ｔｅ
ｒｍと定義され、下記のように、ＤＣＰＨ機能において
、マスター・キーＫＭＯによってＥＫＨＯＴＡＰＩを解
読し、次いで、ＴＡＰＩをキーとしてＴｉ５ｓ、　ｔｅ
ｒｍ、　ｃａｒｄを解読することにより得られる： ＤＣＰＩＩ　：　［ＥＫＨ，ＴＡＰ　Ｌ、Ｔｉ５ｓ、ｔ
ｅｒｍ、ｃａｒｄｌ→ＴＡＰ２以上をまとめると： Ａ　Ｐ　＝　（ＥＫＰＩＢＰＩＮＰ　Ａ　Ｎ）　ｅＰ　
Ａ　ＮＴ　Ａ　Ｐ　１　＝　ＤＡｐＴｔｅｒｍ、　ｃａ
ｒｄ４８− Ｔ　Ａ　Ｐ　２　：ＤＴＡＰＩＴ　ｊ、ｓｓ、ｔｅｒｍ
＋　ｃａｒｄ従って、ＴＡＰｌ及びＴＡＰ２を正確に生
成することは、ＫＰ、ＰＩＮ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Ｉ６で得た）暗号文のキ
ー・パラメータＥＫＨｏＫ　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を計算する。
ＥＣＰＨ：［ＥＫＭａ　＋５ｓＫＳＴＲ１、ＣＴＲ］→
ＭＡＣ１ｉｓｓ、ｃａｒｄＭ　Ａ　Ｃ１ｉｓｓ％ｃａｒ
ｄをＭｒｅｓｐに転送する。
ステップ１１３：　（ステップエ５で得た）暗号文のキ
ー・パラメータＥＫＭＯ＋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（ＴＴＲ）部分にお
けるＭ　Ａ　Ｃ１ｉｓｓ、　ｔｅｒｍを計算する二ＥＣ
ＰＨ：［ＩＥＫＭ［ｌ＋５ＳＫＳＴＲ２、ＴＴＲＩ→Ｍ
ＡＣ］ｉｓｓ、ｔｅｒｍただし、この暗号テキストの最
後のブロックの部分はＭＡＣｌｉｓｓ、ｔｅｒｍと定義
される。
ＭＡＣｌｉｓｓ、　ｔｅｒｍをＭｒｅｓｐへ転送する。
ステップエ１４：発行者のＣＫＤＳから得た暗号文のキ
ー・パラメータＥＫＨ，ＩＢＢＫ　Ｉ　ｉｓｓ、　ｓｗ
及び記憶された暗号文の取引キー、即ちＥＫＭ。＋５ｓ
ＫＳＴＲ２を用いて、ＲＦＭＫ動作により、発行者のホ
スト・マスク・キー（Ｋ　Ｍ　Ｏ１ｓｓ）による暗号文
、すなわちＥＫＭＩＩ　＋５ｓＫＳＴＲ２から、交換キ
ーＫ　Ｉ　ｉｓｓ、　ｓｗによる暗号文、即ちＥＫＨｏ
ｉｓｓ、ｓｔｚへ、次のように、伝送セツション・キー
ＫＳＴＲを再暗号化する：ＲＦＭＫ：［ＥＫＨｔＩ６５
ＫＩｉｓｓ、　ｓｗ、ＩＥＫ）Ｉｌｌ　＋５ｓＫＳＴＲ
２］→Ｅに＋ｒｓｓＳｓｗＫ　Ｓ　Ｔ　Ｒ２ｋｘ＋ｓｓ
、　ｓｈＫ　Ｓ　Ｔ　Ｒ２をＭｒｅｓｐへ転送する。
ステップエ１５：バツファからＭ　ｒｅｓｐ　ヘＩＥＫ
Ｓ　ＰＡＮ（ステップＩＩ）を転送する。この場合、Ｋ
Ｐが所定のビット数よりも小さければ、ＴＡＰ　２も、
ＥＣＰＨ命令を用いて、ＫＳにより下記のように暗号化
される： ＥＣＰ）Ｉ：［ＥＫＭｏＩｓｓＫｓ、ＴＡＰ２］→ＥＫ
ｓＴＡＰ２暗号文のＴＡＰ　２はＫＰの大きさに応じて
Ｍｒｅｓｐへ転送される。
ステップエｌ　１３　：　Ｍｒｅｓｐをｐｓｓネットワ
ークへ送り、ステップＳ３へ進む。
ステップＩ　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、ＭＡＣ検査不合格等の情報が含まれる。メ
ツセージにはＴ　ｉｓｓも含まれる。
ステップ１１８：　（ステップ■５で得た）暗号文のキ
ー・パラメータＥＫＨ８＋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ＴＴＲ部分におけるＭＡ　Ｃ１
ｉｓｓ、ｔｅｒｍを計算する：ＥＣＰＩ（：　［ＥＫＭ
［ｌ　＋５ＳＫＳＴＲ２、ＴＴＲＤ］→ＭＡＣ１ｉｓｓ
、ｔｅｒｍＭＡＣｌｉｓｓ、　ｔｅｒｍ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。
ｐｓｓ　換の動二ニ ステップＳ３：暗号文のセツション・キーＥ：ＫＩＳＷ
、　ｔｓｓＫ　Ｓ　Ｔ　Ｒ２をＭｒｅｓＰから取出す。
交換のＣＫＤＳから得た暗号文のキー・パラメータＥＫ
Ｍ３Ｓ１４Ｋ　Ｉ　ｉｓｓ、　ｓｗ及びＥｘｎｘｓ、４
Ｋ　Ｉ　ｓｗ、ａｃｑ、ならびに受取った暗号文のセツ
ション・キーＥＫＩＩＳＳ、　ＳｗＫ　Ｓ　Ｔ　Ｒ２と
一緒に、下記ノヨウニ、ＴＲ８Ｋ命令を用いてＫ　Ｉ　
ｉｓｓ、　ｓｗによる暗号化から、ＫＩｓｗ、ａｃｑに
よる暗号化へＫＳＴＲ２を再暗号化する： ＴＲ３Ｋ：［ＥｇＭａｓｌ、ＩＫＩｉｓｓ＋ＳＷ、ＥＫ
ｚ（Ｂｇ、　５ＨＫＳＴＲ２、ＥＨｌｓ）、ＩＫＩｓｖ
、　ａｃｑ］→Ｅ　Ｋｒ５１４．　ａｃｑＫＳＴＲ２ス
テップＳ　４　：　ＭｒｅｓｐにおいてＥＫｘＩｓｓ、
　ｓｌ、１ＫＳＴＲ２をｋｚｓ、４、ａｃｑＫｓＴＲ２
に取替える。
ステップＳ５：肯定的または否定的なＭｒｅｓｐを取得
者に適切に送る。
夏畏賞立象生ニ ステップＮ３：暗号文の取引セツション・キーＥＫｒＳ
、４、ａｏｑＫＳＴＲ２をＭｒｅｓｐから取出す。取得
者のＣＫＤＳから得た暗号文のキー・パラメータ５２− Ｅ　ＫＨ３ａｃｑＫＩｓｗ、ａＣｑ及びＥＫＨｌａｃｑ
　Ｋ　Ｍ　Ｔと一緒にＴＲ８Ｋ命令を用いて、下記のよ
うに、ＫＩｓｗ＝　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ＫＳ
ＴＲ２を再暗号化し、ＥＫ）１丁ＫＳＴＲ２を得る： ＴＲ３Ｋ　：　［Ｅ　ＫＨ３ａｃｑＫＩｓｗ、ａＣｑ、
　Ｅ　ＫＴＳｌ、１．　ａｃｑＫＳＴＲ２、ｌｌ！Ｋ）
Ｉｔａｃｑ　Ｋ　Ｍ　Ｔ　］→ＥＫＭＴ　Ｋ　Ｓ　Ｔ　
Ｒ２ステツプＮ　４　：　Ｍｒｅｓｐ内のＥＫＩｓＷ＋
ａｃｑＫ　Ｓ　ＴＲ２をＥＫ、４ＴＫ　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 ステップエフ：タイムアウト手順の使用により、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Ｔ２２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
ＥＫ）ＩＴＫＳ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ＥＫＳ　Ｐ　Ａ　Ｎを解読する二〇Ｃ
ＰＨ：［ＥＫＨＴＫ　Ｓ　、ＥＫＳＰ　Ａ　Ｎ］　→Ｐ
ＡＮＥＫＳ　Ｐ　Ａ　Ｎを一時記憶バツファに記憶し、
Ｍｒｅｓｐの、ＥＫｓＰＡＮを普通車のＰＡＮに取替え
る。
もし、ＴａＦ５が暗号文形式、すなわちＥ、５ＴＡＰ２
であれば、前に記憶したＥＫＭＴＫＳおよびＭｒｅｓｐ
で受取ったＥＫｓＴＡＰ２と一緒にＤＣＰＨ命令を用い
て、下記のように、ＥＫＳＴＡＰ２を解読する： ＤＣＰＨ：［ＥＫＭｒＫ　Ｓ　、　ＥＫＳＴ　Ａ　Ｐ　
２　］→ＴＡＰ　２ステツプＴ９　：　ＥＫ、ＴＫＳＴ
Ｒ２を適切なバッファに記憶する。
ステップＴ１０：もし、Ｍｒｅｓｐが非否定的であれば
、ステップＴｌｌに進み、否定的であれば、ステップＴ
１４へ進む。
ステップＴｌｌ：（ステップＴ９でＭｒｅｓｐがら得た
）暗号文のキー・パラメータＥＫＭＴＫ　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ＴＴＲ部分で基準
Ｍ　Ａ　Ｃ１ｉｓｓ、　ｔｅｒｍを計算するニー　ＦＩ
ｌｌｌ− ＥＣＰＩＩ：　［Ｅ　ＫＭ丁Ｋ　Ｓ　Ｔ　Ｒ２、ＴＴＲ
コ→ＭＡＣ１ｉｓｓ、　ｔｅｒｍもし、基準Ｍ　Ａ　Ｃ
１ｉｓｓ、　ｔｅｒｍが受取ったＭＡＣ１ｉｓｓ、ｔｅ
ｒｍ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Ｔｔｅｒｍ、　ｃａｒ
ｄが記憶したＴｔｅｒｍ、　ｃａｒｄ（ステップＴｌ）
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Ｔ１３：ＭｒｅＳＰのＣＴＲ及びＭＡＣＩｊ、
ｓｓ、　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Ｔ１４：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ＥＫＭＴＫＳＴＲ２と一緒にＥＣＰＨ命令（第７
図）を用いて、下記のように、受取った否定的なＭｒｅ
ｓｐのＴＴＲＤ部分で基準ＭＡＣ１ｉｓｓ、　ｔｅｒｍ
を計算する： ＥＣＰＩＩ：［ＥＫＭＴＫＳＴＲ２、ＴＴＲＤ］→ＭＡ
Ｃ１ｉｓｓ、ｔｅｒｍもし、基準Ｍ　Ａ　Ｃ１ｉｓｓ、
　ｔｅｒｍが、受取ったＭＡ　Ｃ１ｉｓｓ、ｔｅｒｍに
等しければステップＴ１５に進み、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、ｃａｒｄ
が、記憶したＴｔｅｒｍ、　ｃａｒｄ　（ステップＴｌ
）に等しければ、取引を中止し、ステップＴ２２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Ｔ
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許可さ
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
Ｔ２２に進む。
ＰＰＭの動作ニ ステップＣ７−：　ＭｒｅｓｐのＣＴＲ及びＭ　Ａ　Ｃ
１ｉｓｓ、ｃａｒｄを受取り、Ｔ　ｉｓｓを記憶する。
ステップＣ８：記憶したキー・パラメータＫＳ５６− ＴＲＩ　（ステップＣ４）を暗号キーとして使用し、受
取ったＭｒｅｓｐのＣＴＲ部分で基準のＭ　Ａ　Ｃ１ｉ
ｓｓ、ｃａｒｄ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Ｃ１０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Ｔｔｅｒｍ、　ｃａｒ
ｄが記憶したＴｔｅｒｍ、ｃａｒｄ　（ステップＣ４）
に等しければ、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
ＩＮ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。
利用者カード保持　の動　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Ｔｌｌに進む。
−Ｌヱ」直欠勲券３− ステップＣ１ｌ：ＰＡＮ、ＫＰ、ＰＩＮならびに記憶し
たＴ　ｔｅｒｍ、ｃａｒｄを用いてＴＡＰＩを計算する
。
カード利用者を識別するＰＡＮは、ＫＰ及び入力された
ＰＩＮをキーとするＸＯＲ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ＸＯＲされ、ＡＰを
定義する。次いで、記憶されているＴｔｅｒｍ、　ｃａ
ｒｄが、Ａ、　Ｐをキーとして解読され、ＴＡＰｌを生
成する。
ステップＣ１２：　ＰＡＮ、ＫＰ：　ＰＩＮ及び記憶さ
れたＰＩＮならびにＴｉ５ｓ、　ｔｅｒｍ、ｃａｒｄを
用いてＫＳＴＲ３を生成する。
ＫＳＴＲ３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ＸＯＲ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
おいて解読される。最初の解読動作の結果はＸＯＲ回路
８０３においてＰＡ５９− ＮとＸ、　ＯＲされ、ＫＴＲ２を定義する。次いで、Ｔ
ｉ５ｓ、　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ＫＳＴＲ３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。
ＥＦＴターミナルの動作ニ ステップＴ１７：記憶したＴｔｅｒｍ、　ｃａｒｄ及び
発行者が受取ったＴ　ｉｓｓからＴｉ５ｓ、　ｔｅｒｍ
、　ｃａｒｄを計算する。カードが受取ったＴＡＰＩ及
びＴ　ｉｓｓ、ｔｅｒｍ、　ｃａｒｄからＴａＦ５を計
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Ｔ　ｔｅｒｍ、　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、ＥｙＨ８５Ｔｔｅｒｍ、　ｃａ
ｒｄを生成する。
ＬＫＤ：　［Ｔｉ５ｓｌ Ｅ　ＮＣ：　［Ｔｔｅｒｍ、ｃａｒｄコ　→Ｅｙ＋ｓｓ
Ｔｔｅｒｍ％　ｃａｒｄ＝６０− ＴａＦ５の計算は下記のように行なわれる。カードが受
取ったＴＡＰｌ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、
　ｃａｒｄの値は、下記のように、ＴＡＰｌをキーとし
てＤＥＣ命令により解読され、Ｄ７Ｂｐ□Ｔｉ５ｓ、　
ｔｅｒ＋＋＋、　ｃａｒｄを生成する：ＬＫＤ：　［Ｔ
ＡＰ１］ ＤＥＣ：　［Ｔｉ５ｓ、　ｔｅｒｍ、　ｃａｒｄｌ→Ｄ
７ＢｐＩＴｉｓｓ％ｔｅｒｍ、　ｃａｒｄただし、Ｔａ
Ｆ５はＤ７ＢｐｌＴｉｓｓ、　ｔｅｒｍ、　ｃａｒｄと
定義される。
ステップＴ１８：もし、ＴａＦ５が、受取った基準ＴＡ
Ｐ２に等しければ、ＰＩＮを受諾してステップＴ１９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Ｈ１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Ｔ２２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Ｔ２２に進
む。
ステップＴ２１：（取引の結果を反映する）メツセージ
ゆステータスＭ　５ｔａｔを形成し、ＭｓｔａｔのＣ８
Ｄ　（カード・ステータス・データ）部分をＰＰＭ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
ウト、Ｍ　Ａ　Ｃ１ｉｓｓ、　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Ｔ２３：第１７図（否定的な取引ステータス・
メツセージ・フォーマット）に示すような否定的なステ
ータス・メツセージＭ　５ｔａｔ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データス・メツセー
ジのどちらを表わすかを表示する。） ステップＴ　２４　：　ＭｒｅｓｐからのＥＫＳＰＡＮ
を記憶する。下記のように、（ステップＴ９でＭｒｅｓ
ｐから得た）暗号文のキー・パラメータＥＫＨＴＫＳＴ
Ｒ２を用いて、（第７図に示された）ＥＣＰＨ命令によ
り、ＭｓｔａｔのＴＳＤ部分（第１６図）、または否定
的なＭｓｔａｔのＴＦＤ部分（第１７図）で、適切にＭ
　Ａ　Ｃ２ｔｅｒｍ、　ｉｓｓを計算する：ＥＣＰＨ：
［ＥＫＭ丁ＫＳＴＲ２、ＴＳＤコ　→Ｍ　Ａ　Ｃ２ｔｅ
ｒｍ、ｉｓｓ または ＥＣＰＨ：［ＥＫＨＴＫ　Ｓ　Ｔ　Ｒ２、ＴＦＤコ　→
Ｍ　Ａ　Ｃ２ｔｅｒｍ、　ｉｓｓ 普通文のＰＡＮをＥＫＳＰＡＮ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ＥＫＭＴＫ
Ｓを用いて、（ステップＴ１７で）受取ったＴＡＰｌを
ＥＣＰＨ命令によって暗号化する： ＥＣＰＨ：［ＥＫＨｒＫＳ、ＴＡＰ　１１　→ＥＫｓＴ
ＡＰ　１６３− ＭｓｔａｔでＴＡＰＩをＥＫＳＴＡＰＩに取替える。
ステップ下２５：取得者及び交換を介してＭｓｔａｔを
発行者に送る（Ｍ　Ａ　Ｃ２ｃａｒｄ、　ｉｓｓ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Ｉ２０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Ｃ８Ｄ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ＫＳＴ
Ｒ３（ステップＣ１３）を暗号キーとして、Ｍｓｔａｔ
のＣ８Ｄ部分でＭ　Ａ　Ｃ２ｃａｒｄ、　ｉｓｓ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Ｃ１６：肯定的な応答及びＭＡＣ２ｃａｒｄ、
　ｉｓｓをターミナルに送り、ステップＴ２４　Ｍ　− 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Ｔ２３へ進む。（発行者とカードを結ぶＭ　Ａ
　Ｃ１ｉｓｓ、　ｃａｒｄの検査が不成功であったこと
から、ここではＭＡＣは計算されない。多分、もう１つ
のＭＡＣも不成功とみられる。） 発行　ホストの動作ニ ステップ１２０　：　Ｍｓｔａｔを受取る。もし肯定的
なＭｓｔａｔを受取れば、ステップＩ２１へ進む。そう
でない場合、すなわち否定的なＭｓｔａｔを受取れば、
ステップＩ３１へ進む。
ステップ■２１：肯定的なＭｓｔａｔを処理する。
適切なＥＫＳＴＡＰＩおよびＥＫＳＰＡＮを肯定的なＭ
ｓｔａｔから取出し、（適切な）暗号文ＴＡＰ１及びＰ
ＡＮ、すなわちＥＫｓＴＡＰｌおよびＥＫｓＰＡＮを、
−下記のように、前に記憶した暗号文のセツション・キ
ーＥＫ）ｉｏｉｓｓＫｓ　（ステップＩｎ）を用いて、
ＤＣＰＨ命令により解読する： ＤＣＰＨ：［ＥＫＭｏ、５ＳＫＳ、Ｅ　ＫｓＴ　Ａ　Ｐ
　１．］　→ＴＡＰＩＤＣＰＨ：［ＥＫ＋ｏ＋５ｓＫＳ
−ＥＫＳＰ　Ａ　Ｎｌ　−）　Ｐ　Ａ　ＮＭｓｔａｔで
、（適切な）暗号文のＴＡＰＩ及びＰＡＮを普通車のＴ
ＡＰｌ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（Ｋ　Ｍ　Ｏ１ｓｓ）によりＴ　ｉｓ
ｓを暗号化する： ＥＭＫＯ：　［Ｔｉ５ｓ］→ＥＫＨｏ　ｉｓｓ　Ｔ　ｌ
５５Ｍ５ｔａｔからＴｔｅｒｍ、　ｃａｒｄを取出し、
下記のように、暗号文のＴｉ５ｓすなわちＥ　ＫＨｏ　
１ｓｓＴｉｓｓをキーとして、ＥＣＰＨ命令により、時
間変数Ｔｉ５ｓ、ｔｅｒｍ、　ｃａｒｄを生成する： ＥＣＰＨ：［ＥＫＭｏ＋５ｓＴｊｓｓ、　Ｔｔａｒｍ、
ｃａｒｄｌ→ＥｙＩＳ５Ｔｔｅｒｍ、　ｃａｒｄ ただし、Ｔｉ５ｓ＋Ｔｔｅｒｍ、　ｃａｒｄはＴｌｓｓ
Ｔｔｅｒｍ。
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Ｅ　ＫＭ、、　＋ＢＢ、　ＫＮＦｉｓｓ
ならびにステップＩ２２で得たＴｉ５ｓ、ｔｅｒｍ、　
ｃａｒｄを用いて、ＲＴＭＫ命令によりＫＳＴＲ２を再
生し、下記のように、Ｋｌ：Ｈ０＋ｓｓＫ　Ｓ　Ｔ　Ｒ
２を生成する：ＲＴＭＫ：［ＥＫＭ２１ＳＳ、　ＫＮＦ
ｉｓｓ＋Ｔｉ５ｓ、　ｔｅｒｍ、　ｃａｒｄｌ→ＥＫＨ
ｎ！５ＳＤＫＮｐ　＋５ｓＴｉｓｓ、　ｔｅｒｍ、　ｃ
ａｒｄただし、ＫＳＴＲはＤＫＮＦ　１５ｇＴｉ５ｓ、
　ｔｅｒｍ％ｃａｒｄと定義される。
ステップエ２４：受取ったＭｓｔａｔのＴＳＤ部分で基
準のＭ　Ａ　Ｃ２ｔｅｒｍ、　ｉｓｓを（ステップＩ２
３で再生した）暗号文のキー・パラメータＥＫＨ１ｌｌ
ＩｓｓＫＳＴＲ２を用いて、（第７図に示した）ＥＣＰ
Ｈ命令により、下記のように計算する： ＥＣＰＨ：［ＥＫＭｌｌ　＋５ｓＫＳＴＲ２、ＴＳＤＩ
→ＭＡＣ２ｔｅｒｍ、ｉｓｓもし、計算した基準Ｍ　Ａ
　Ｃ２ｔｅｒｍ、　ｉｓｓが、Ｍｓｔａｔで受取ったＭ
　Ａ　Ｃ２ｔｅｒｍ、ｉｓｓに等しければ、ステップＩ
２５に進み、そうでない場合は、ステップＩ３０に進む
。
ステップ■２５：もし、計算したＴｉ５ｓ、ｔｅｒｍ、
ｃａｒｄ　（ステップＩ２２）が、記憶しているＴｉ５
ｓ、ｔｅｒｍ、　ｃａｒｄ　（ステップＩ４）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■２６：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
Ｍ２　＋５ｓＫＴＲ２、ならびにステップエ２３で生成
されたＴｉ５ｓ、　ｔｅｒｍ、　ｃａｒｄを用いて、Ｒ
ＴＭＫ命令（第８図）により、下記のように、ＫＳＴＲ
３を生成する： ＲＴＭＫ：　［ｋＨ２＋５ＳＫＳＴＲ２、Ｔｉ５ｓ、　
ｔｅｒｍ、　ｃａｒｄｌ→ＥＫｕｏ＋５ｓＤＫｒｓ＋ｚ
Ｔｉｓｓ、　ｔｅｒｍ＋ｃａｒｄただし、ＫＳＴＲ３は
ＤＫ７Ｒ２Ｔｉｓｓ、　ｔｅｒｍ、　ｃａｒｄ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　ｉ　ｓｓ　Ｋ　Ｓ　
Ｔ　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ＭｓｔａｔのＣＳＤ部分で
基準のＭ　Ａ　Ｃ２ｃａｒｄ、　ｉｓｓを計算する：Ｅ
ＣＰＨ：ＩＩ：ＥＫＭＯｆｓｓＫｓＴＲ３、Ｃ３Ｄ］→
ＭＡＣ２、ｃａｒｄ、　ｉｓｓもし、計算した基準Ｍ　
Ａ　Ｃ２ｃａｒｄ、　ｉｓｓが、Ｍｓｔａｔで受取った
Ｍ　Ａ　Ｃ２ｃａｒｄ、　ｉｓｓに等しければ、ステッ
プＩ２Ｂに進み、そうでない場合は、　ｂｔ　− ステップＩ３０に進む。
ステップＩ２８：取引を受諾し、レコードを更新する。
ステップＩ２９：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Ｍａｃｋを送って、ステップＩ３７に進む。
ステップエ３０：取引を拒絶し、否定的な応答メツセー
ジ（Ｍｎａｋ）を形成して、ターミナル及びネットワー
ク管理センタにＭｎａｋを送る。
ステップエ３１：否定的なＭｓｔａｔを処理する。
発行者のＣＫＤＳから得た暗号キー・パラメータＥ　Ｋ
Ｈｔ　＋ｓｓ、　ＫＮＦｉｓｓならびにステップエ４で
記憶したＴｉ５ｓ、　ｔｅｒｍ、ｃａｒｄを用いて、Ｒ
ＴＭＫ命令により、下記のように、ＫＳＴＲ２を再生す
る：ＲＴＭＫ：［ＥＫＮ２＋ｓｓ、ＫＮＦｉｓｓ、　Ｔ
ｉ５ｓ、　ｔｅｒｍ＋ｃａｒｄ］→ＥＫＭｏＩＳＳＤＫ
ＮＦ　１５ｇＴｉ５ｓ、　ｔｅｒｍ、　ｃａｒｄただし
、ＫＳＴＲ２はＤＫＮＦ　１５ＢＴｉｓｓ、　ｔｅｒｍ
、　ｃａｒｄと定義される。
ステップＩ３２：　（ステップＩ３１で再生した）６８
− 暗号文のキー・パラメータＥＫＭＯ＋ｓｓＫ　Ｓ　Ｔ　
Ｒ２を用いて、（第７図に示した）　ＥＣ：ＰＨ命令に
より、受取ったＭｓｔａｔのＴＦＤ部分で基準Ｍ　Ａ　
Ｃ２ｔｅｒｍ、ｉｓｓを下記のように計算する： ＥＣＰ　Ｈ：　［ＥＫＨＯ＋　ｓｓ　Ｋ　Ｓ　Ｔ　Ｒ２
、ＴＦＤＩ→Ｍ　Ａ　Ｃ２ｔｅｒｍ、　ｉｓｓ 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　Ｃ２ｔｅｒｍ
、　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からＴｉ
５ｓを取出す。もし、受取ったＴ　ｉｓｓ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Ｉ３４：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ボン
サ・ホストにＭａｃｋを送って、ステンプＩ３７に進む
。
ステップ■３６：否定的なＭｓｔａｔ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
及びネットワーク管理センタに送る。
ステップエ３７：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・マイクロプロセッサにおけるステップ
Ｃ１（第１０図）で開始し、ステップエ３７（第１２図
）で取引を終了するまで継続する。
［発明の効果］ 本発明を使ったシステムでは、ＰＯＳターミナルがスー
パーマーケットの環境に置かれている場合、一般的には
１〜５秒かかる個人確認検査を、商品が合計される前に
開始し、合計支払い金額の計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　７１− 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、２０・・・
・ＰＰ　Ｉｖｉ、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、３０・・・・ＥＦＴモ
ジュール。 ７２− 第３図 ＫＩＫＥＹ 第４図 Ｔｃａｒｄ　ＰＡＮ　Ｔｔａｒｍ、ｃａｒｄ第６回 第７図 Ｔ　ｔｅｒｍ、ｃａｒｄ 第９図 窮１１図 ＰＰＭ　牙１０図 下７ ７ ８ Ｔ”９ Ｃ９Ｔ＋８　下、０ ＣＩＯＨｌ 丁１１ Ｉ２ Ｉ４ Ｉ４ １３ 丁ゴ５ Ｉ Ｃ才（Ｏ■〕 ４７ ゜　１１ Ｃ１０７１８ Ｉ９ ２０ ｃ、７Ｔ２＋　Ｔ２２ ２３ 第１頁の続き ＠発明者　リチャード・エドワー　アメド拳レノン　ト
・ ０発　明　者　スチーブン・マイタ　アメル・マツチヤ
ス　エフ ｏ発　明　者　カール・ハインツーヴ　アメイルヘルム
・メイヤー　−ト ０発　明　者　ジョナサン・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６２２２番地 リカ合衆国ニューヨーク州キックストン、ボックス１９
、アールφディ５番地 リカ合衆国ニューヨーク州キックストン、ノーマ・コ　
′２播地 リカ合衆国ニューヨーク州ハーレー１４番地手続補正書
動式） ％式％ １、事件の表示 昭和５９年　特許願　第１４７７０４号２、発明の名称 自動取引処理システム ３、補正をする者 事件との関係　特許出願人 ４、代理人 ５、補正命令の日付 昭和５９年１０月３０日 ６、補正の対象 図　面 ７、補正の内容 第１０図乃至第１２図を添付の訂正図面のとおりに補正
する。

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 複数のターミナルが局所データ処理センタを介して交換
    システムに接続され、また該交換システムは複数のカー
    ド発行機関のデータ処理センタに接続され、該ターミナ
    ルの各利用者が所持する処理機能付バンク・カードには
    個人取引口座番号（ＰＡＮ）および個人キーが記憶され
    た自動取引処理システムであって、 各局所データ処理センタに設けられ、局所的に接続され
    たターミナルの各々のセツション・キーを生成し且つそ
    れぞれのターミルへ関連セツション・キーを転送する手
    段と、 各ターミナルに設けられ、セツション・キーを記憶する
    手段と、取引要求メツセージが生成されるごとに感知可
    能なデータ（ＰＡＮ）をセツション・キーにより暗号化
    する手段と、ターミナルで開始した取引ごとの取引変数
    を生成し且つその取要求を利用者のバンク・カードに転
    送する手段およびバンク・カードに、利用者のＰＡＮ、
    ＫＰおよび取引変数に基づいた時間変数キー（ＫＳＴＲ
    ｌ）を用いるメツセージ確認コードを生成する手段と、
    　各局所°データ処理センタに設けられ、取引要求メツ
    セージを受取るごとに適切なセツション・キーを交差ド
    メイン・キーにより暗号化し且つ暗号化されたキーをそ
    のメツセージに付加する手段と、　交換システムの各処
    理ノードに設けられ、暗号化されたセツション・キーを
    、交差ドメイン・キーによる暗号化から伝送交差ドメイ
    ン・キーに変換する手段と、 カード発行機関のデータ処理センタに設けられ、暗号化
    されたセツション・キーを解読し且つそのキーを用いて
    要求メツセージに含まれた感知可能なデータを解読する
    手段と、 ＰＡＮ、ＫＰおよび受取った取引変数に基づい−たパラ
    メータから生成される時間変数キー（ＫＳＴＲＩ）を用
    いてメツセージ確認コードを再生し、受取ったメツセー
    ジに含まれたメツセージ確認コードと比較する手段と を含むことを特徴とする自動取引処理システム。
JP59147704A 1983-09-17 1984-07-18 自動取引処理システム Granted JPS6091477A (ja)

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GB08324917A GB2146815A (en) 1983-09-17 1983-09-17 Electronic fund transfer systems
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JPS6091477A true JPS6091477A (ja) 1985-05-22
JPH0412869B2 JPH0412869B2 (ja) 1992-03-05

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