JPH02226362A - 取引承認システム - Google Patents

Abstract

(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。

Description

【発明の詳細な説明】 本出願は、１９８７年１月６日出願の先願のアメリカ合
衆国特許出願０７１０００，５９６号の部分継続出願で
ある。

本発明は金融取引ネットワークに関する。

本発明は無効カードについての情報を配付するための改
良システムを含む。

今日までの１５年間、現金に代って取引カードを使用す
る機会が大幅に増大した。取引カードの使用に伴って不
正手段による損失も増大している。最も費用の掛かる問
題の１つは、無効カードの使用によって引き起こされる
。

この無効カードという表現には、紛失又は盗難カードを
も含む。また、カード保持者のクレジット限度を超えて
使用されようとしているカードをも含む。無効カードの
使用を最大限抑制すべく、これまで大きな努力が為され
てきた。

不正手段に対抗するために取られた初期の手段は、無効
カードに関する一覧表を印刷配付することであった。こ
のような−覧表の１つは、カード・リカバリ・ブレティ
ン（ＣａｒｄＲｅｃｏｖｅｒｙ　Ｂｕｌｌｅｔｉｎ：　
ＣＲＢ　）と呼ばれている。

実際には、商店の売手は取引で提示されたカードの口座
番号をＣＲＢに印刷された口座番号と照合する。もし、
当該口座番号がＣＲＢにあれば、取引は断られる。

ＣＲＢをこのように使用することによって、不正手段に
よる損失の大部分を有効に抑制する。しかしなから、こ
の方ン去にはかなりの欠点がある。例えば、紛失又は盗
難のカードは殆どその直後に使用されることが多い。紛
失又は盗難のカードは、ＣＲＢに紛失又は盗難が記載さ
れる以前、若しくは新しいＣＲＢが配付される以前に使
用されてしまう。もう１つの問題は、ＣＲＢを完璧に照
合することは商店の売手にとって実拷的には難しいとい
うことである。

この困難があるので、これ以外に更に洗練された種々の
方法が取られてきた。その中で最も効果がある機構の１
つは、それぞれの取引をオンライン通信ネットワークを
通じて実時間で認定する方法である。例えば、商店の売
手が取引で提示されたカードの口座番号を電話で中央演
算装置に報告する。このカードの口座番号は、中央演算
装置、又はカード発行者に記憶されている無効カードの
現状リストと照合される。この機構のもう１つの変形と
して、口座番号で符号化された磁気ストライプを読み取
るカード読み取り器を取引端末に具える方法がある。取
引端末は中央演算装置での承認のために自動的に当該口
座番号を伝送する。

このオンライン式機構てはＣＲＢに固有の時間遅れは排
除される。あいにく、完全なオンライン式システムは禁
止的高価格になり、また、通信遅れを生じがちである。

オンライン式にはまた、ネットワーク障害の際の保護対
策もない。

最近になって、不正手段による損失を制御しなから取引
承認の費用を削減する更に多くの方法が取られるように
なった。マイクロプロセッサが小型、安価、しかも高速
になったので、取引分析の酸部分は端末器自身で処理で
きるようになった。取引情報を中央演算装置に伝送する
必要を省くスクリーニング過程を開発する努力が為され
た。例えば、一定限度の売価又は売り場価格以下の取引
については認定するように取引端末器のプログラムを作
成てきる。この方法によって、通信費用と損失の危険と
の平衡を取ることができる。

取引端末器には、カード保持者の身分証明秘密番号（Ｐ
ＩＮ）の証明能力を具えることもてきる。このシナリオ
では、カードの磁気ストライプにＰＩＮの異形が符号化
されており、取引端末器てこれを読み取る。取引端末器
ではカードから読み取ったＰＩＮとカード保持者が取引
端末器のキーバッドに入力したＰＩＮとを比較する。こ
れらの２つのＰＩＮが合致すれば、取引は承認される。

ＰＩＮを用いることによって紛失又は盗難のカードの不
正使用は激減する。

更に洗練された方法が、１９８８年３月２９日発効のア
メリカ合衆国特許４，７３４゜５６４号に述べられてい
る。当該特許は、本発明の出願者と同一人の出願で、本
出願の中でも参照されている。当該特許出願では、リス
ク・アセスメントがカード保持者によってカード上に符
号化されるシステムについて述べられている。このリス
ク・アセスメント・データは、特定のカード保持者それ
ぞれについての与信額を決定するのに適するように作ら
れている。リスク・アセスメント・データは、取引端末
器で分析でき、もし取引額がカード発行者がカード上に
符号化しているパラメータの範囲ならば、取引は自動的
に承認される。

もし取引額がカード発行者がカード上に符号化している
パラメータを超えるならば、更に分析するために取引額
は中央演算装置に回送される。コンピュータのメモリ空
間の費用が下がったので、無効カードの口座番号を各取
引端末器に記憶させる考えが探求されるようになった。

もしこの機構が実現されると、取引のために提示される
カードの口座番号は取引端末器で自動的に比較できるで
あろう。このような方法を用いた先発の技術のシステム
の１つは、レメルソン（Ｌｅｍｅｌｓｏｎ）による１９
７２年１０月３日付発効のアメリカ合衆国特許３，６９
６，３３５号に述べられている。

このレメルソン特許は、多くの点から非実用的と見られ
る。特に、リストを現状に維持するために、リストを端
末に配付し、また頻繁に更新しなければならない。端末
の数が急速に増加していることに鑑み、これらのデータ
を日常業猜として物理的に伝達するのは実質的に不可能
であろう。このことから、無効口座番号のリストの配付
は或種の通信回線を通じて行われなければならない。不
都合なことに、主要な金融取引カード・システムにとっ
て無効カードのリストは余りにも規模が大きいので、こ
れをオンラインで配付することは極めて困難である。し
かし、もしリストを効率的に配付するための或種の方法
が開発されるならば、この方法は通信費用と不正手段に
よる損失の削減の両面において非常に効果的であろう。

この目標を達成するための１つの技法は、バーンスティ
ン（Ｂｅｒｎｓｔｅｉｎ）による１９８５１２月１０日
発効のアメリカ合衆国特許４゜５５８．２１１号に述べ
られている。この特許では、完全な「問題カード現状リ
スト」（”ｈｏｔ　ｃａｒｄ”　１ｉｓｔ）は規模が大
き過ぎるので各金融取引端末には伝達できないであろう
と認めている。この特許で提案する解決法は、「問題カ
ード現状リスト」に記載されている各問題カードに当該
問題カードが使用される可能性の最も高い地域を指示す
る識別子を付加することである。これにより、特定され
た地域に適合する副次的な「問題カード現状リスト」が
作成される。この大幅に縮小されたリストが端末に配付
され、記憶される。この特許では、端末では４にバイト
のメモリで８００の無効カードを保持てきるであろうと
示唆している。殆どの無効カードは紛失、又は盗難の起
きた地域て使用されるので、その地域に無効カードは８
００までしかないというのであればこの方法は非常に有
効である。

残念なから、主要な代表的な金融取引カード会社は、ア
メリカ合衆国だけでも恒常的に１００万を超える無効カ
ードを抱えている。

ｒ問題カード現状リスト」が各地域別に分割されたとし
ても、最小のリストの規模は１０ｏ、ｏｏｏカード以内
にも収まらない。もし地域を細分し過ぎると、紛失、又
は盗難の起きた正にその地域で無効カードを不正使用す
る者だけを捕えることに限られてしまうので、システム
の効果は減じる。

上記の事柄に対応して、無効カードについての情報を配
付する新しいシステムを提供することが本発明の目的と
なる。金融取引端末において金融取引を認定するために
使用できる無効カードのリストを配付する新しいシステ
ムを提供することも、本発明のもう一つの目的である。

費用効率の高い方法で無効カードのリストを配付する新
しいシステムを提供することも、本発明の更にもう一つ
の目的である。更に、無効カードのリストをオンライン
で迅速に配付する新しいシステムを提供することも、本
発明のもう一つの目的である。

更に、無効カードのリストについての情報を含めるため
に極く僅かなメモリ空間を消費するだけの、新しいデー
タ・ファイルを提供することも、本発明のもう一つの目
的である。

遠隔の金融取引端末に容易に伝達できる圧縮データ・フ
ァイルを提供することも、本発明のもう一つの目的であ
る。無効カードが提示された時に常にそれを指示する、
有効カードを無効カードとして識別する確率が１乃至３
パ一セント程度の、圧縮データ・ファイルを提供するこ
とも、本発明のもう一つの目的である。現在使用されて
いるマイクロプロセッサ式の遠隔金融取引端末で容易に
実用できる、「問題カード」認定システムを提供するこ
とも、本発明のもう一つの目的である。特定の口座番号
が無効であるかどうかを決定するためにファイル全体を
検索する必要がないような方法にまとめられた、無効金
融取引に関する情報の圧縮データ・ファイルを提供する
ことも、本発明のもう一つの目的である。金融取引カー
ドの重複使用を検出するための手段を提供することも、
本発明のもう一つの目的である。局所端末に記憶された
無効カードのリストに対してその地域で使用された無効
カードを補足するための手段を提供することも、本発明
のもう一つの目的である。カードのリストの伝送におけ
る誤りを補正するための手段を提供することも、本発明
のもう一つの目的である。更に加えて、リストに載って
いる無効カードの情報が一切消滅しないように、無効カ
ードの伝送における曖昧な誤りを補正するための手段を
提供することも、本発明のもう一つの目的である。

以上及びとその他の目的に従って、本発明は、無効カー
ド（こついての情報を含むマスタ・テーブルを作成し、
配付する方法を提供する。マスタ・テーブル保持に必要
なメモリ総量を実質的に減少させるための特異なデータ
圧縮法が用いられる。データ・ファイルの規模を縮小す
ることにより、当該情報の局所金融取引端末へのダウン
ロードが極めて容易になる。

マスク・ファイルの中に含まれる情報は、無効カードの
実際の口座番号より少ない。それにもかかわらず、もし
無効カードが金融取引端末に提示されたならば、そのカ
ードを承認の前に更に分析が必要なものとして常に識別
されるように、データの手筈が整えられている。もしカ
ードが分析が必要なものとして識別されると、全無効カ
ード・リストに照合しての最終確認を行うために、口座
番号情報を中央演算装置に伝送できる。これとは逆に、
もし口座番号を金融取引端末でマスク・ファイル照合し
て合格したならば、口座番号が無効カード・ファイルの
中に記載されていないことが保証できるので、オフライ
ンて当該金融取引を安全に承認できる。

本発明のデータ圧縮システムの特性から、有効カードを
無効カードの疑いがあるものとして一定の割合で識別し
てしまう。このように識別した場合には、絶対的な証明
のために当該金融取引情報を中央演算装置に送ることに
なる。有効カードを無効カードの疑いありとして識別す
る確率は、マスタ・テーブルの特性を変化させることに
よって調整てきる。

有効カードを無効カードの疑いありとして識別する確率
は１０パーセント以下であるべきで、１乃至３パ一セン
ト程度であることが望ましい。多くの金融取引は、例え
ば取引総額が売り場の金融数゛引端末の限度を超えると
いった、別の理由で中央演算装置に伝達されるので、中
央演算装置に伝達されるのはこの機構では金融取引の中
の僅かな部分だけであるという事実が、全体としてのシ
ステムの性能に大きな影響を与える。

マスタ・テーブルは複数のビット・マップによって定義
される。以下で詳細に論じるように、マスタ・テーブル
において単一のビット・マップの代りに複数のビット・
マップを用いることによって、有効カードを無効カード
の疑いありとして識別する確率を減少させることができ
る。これとは逆に、ビット・マップの数が増加するにつ
れて、処理時間も増加する。

マスタ・テーブル中の各ビット・マップの長さはＢビッ
トである。無効カードについての情報はビット・マップ
中の標識で表される。

標識を設定するために、無効カードの口座番号は、０と
ビット・マップ中のビット数との間てインデックス値を
作成するアルゴリズム関数に従わなければならない。こ
の値が得られた時、作成されたインデックス値に対応し
て、標識はビット・マップ中の一定の位置に配置される
。説明する実施例においては、５つのビット・マップが
使用され、無効カードの口座番号は、５種類のインデッ
クス値を作成する５種類のアルゴリズム関数に従わなけ
ればならない。各インデックス値は、５つのビット・マ
ップの１つの中で標識を配置するために用いられる。

インデックス値を作成するために用いられるアルゴリズ
ムは、データ暗号化規格（ｄａｔａｅｎｃｒｙｐｔｉｏ
ｎ　５ｔａｎｄａｒｄ）　ｒ　Ｄ　Ｅ　Ｓ　Ｊのように
、比較的洗練されたものである。より大きな速度と単純
さのために、インデックス値を作成するのに口座番号の
選択された桁を混合、付加できる。情報内容を数学的に
減少させる処置は、典型的に「ハツシングＪ　（ｈａｓ
ｈｉｎｇ）と呼ばれる。

選択された「ハツシング」手順は、リスト上の各無効カ
ードに関して反復される。テーブルが完成されると、金
融取引端末に配付される。好ましい実施例では、このリ
ストは回報通信伝送によって同時に全金融取引端末に配
付される。リストを他の適切な通信回線を通じてダウン
ロードすることもできる。

オペレーションの際には、金融取引で提示されたカード
の口座番号は金融取引端末に読み込まれる。その後、金
融取引端末は、同一のアルゴリズム・ステップを取るか
、若しくは最初にテーブルを作成するために行われた新
しい口座番号についての「ハツシング」を行う。各ビッ
ト・マップのためのインデックス値が作成される。その
後、金融取引端末が、新規に作成されたインデックス値
のそれぞれに対応して、マスタ・テーブル中の各ビット
・マップの中に標識があるかを確かめる。もしどのビッ
ト・マップの中にも標識を含んでいなければ、即座に当
該カードは有効と認識され、金融取引はオフラインで承
認しても良いとされる。もしこの比較によって各ビット
・マップの中に標識があることが明らかになったならば
、無効カードが提示された可能性がある。この場合、更
に一層の処理が要求される。この時点て、当該金融取引
を無効カードの全リストに対して絶対的に照合するため
に中央演算装置に回送しても良い。もし金融取引システ
ムが障害を生じた際には、当該口座番号について印刷リ
ストと照合するようにメツセージをオペレータに中継し
ても良い。」二に指摘したように、金融取引端末は、或
一定の割合で有効カードを無効カードの疑いありとして
識別するが、更に一層の処理を行った結果、当該カード
を実際には有効と識別した際には、当該金融取引を進行
させるべきである旨を指示する。

本発明のデータ圧縮システムを用いて作成されるマスタ
・テーブルは、実際の無効口座番号の１７４乃至１／６
の長さになると見積られる。この短いファイルは、より
容易に伝達、記憶できる。この方法のもう一つの利点は
、カードが有効かどうかを確かめるのに全テーブルを走
査する必要がないことである。

テーブルの特定の位置を細かく指定するためにインデッ
クス値を用いる。標識が表われていない個所に遭遇する
と直ちに問題のカードは有効と認識される。

評価できるように、本発明のシステムは、金融取引カー
ドが紛失したり、盗難に会ったものかどうか、若しくは
カード保持者が与えられた与信限度を越えてはいないか
を確かめるための改良された方法を提供する。具合が悪
いことに、本発明のシステムを用いても、無効と識別さ
れたカードが各マスタ・テーブル中に表われないかもし
れない。オペレーションの際には、盗難が報告されたカ
ードは即座にカード発行者と中央演算装置によってリス
トに載せられる。しかし、遠隔の端末のマスタ・テーブ
ル中に更新が行われる前にカードが不正に使用されてし
まうことがあるかもしれない。

この不適正使用を更に減じるために、局所端末で使用さ
れた各カードの口座番号を問題カード・ファイルに補足
するように本発明のシステムを形作ることもできる。オ
ペレーションの際には、金融取引のために提示されたカ
ードを現存するマスタ・テーブルに対して先ず点検する
。もし当該口座番号が表われていなければ、当該金融取
引の処理を更に進めるように承認する。同時に、使用さ
れにうとしているカードの口座番号を表す標識がマスク
テーブルに入力される。この方法によって、その後当該
カードを当該金融取引端末で使用する際には何時でも無
効の疑いありとして識別され、オンライン処理に向けて
送られる。

この方法によって、当該カードが反復使用されることを
防ぎ、マスタ・テーブルの最近の配付以降中央演算装置
又はカード発行名側でテーブルに載せたカードを検出す
る、完全なオンライン証明を行うことを回避する。

上記で言及したように、マスタ・テーブルを局所の端末
に伝送しても良い。データが伝送される際には常に誤り
が生じる。伝送誤りは、回報通信技法が用いられ、かつ
遠隔端末がフリンジ・エリアにある際には一層頻発する
。

従来技術では、伝送誤りを検出し、１正する多くの技法
が開発された。或システムでは、単純に冗長伝送及び比
較を要求する。その他の場合には、伝送誤りの位置を正
確に定めるために種々の奇偶検査ビットを用いる。

このような誤り検出技法は、本発明によって決定される
マスタ・テーブルを配付するに際して遭遇するであろう
伝送誤りの幾分かを訂正するために用いても良い。しか
し、これらの誤り検出技法の多くは、伝送誤りに関する
疑う余地のない情報は提示しない。例えば、どのデータ
・バイトに誤りが有るかについての情報を提供するかも
しれないが、当該バイト内のどのビットに誤りが有るか
については識別できない。このような場合、訂正不可能
であり、当該データ・ブロックを廃棄せざるを得ないか
もしれない。

これと対照的に、本発明によれば、曖昧な伝送誤りが検
出された位置に対して、無効カードについての情報が消
滅しないような方法てこれらの誤りを訂正する手段が提
供される。

上記で言及したように、無効カードは、マスタ・テーブ
ルのビット・マップの中のリストに標識を用いて載せら
れる。もし或ビットが以上に伝送されたかもしれないと
確定されたならば、これらのビットの位置に標識を配置
して改変できる。この方法は、一方では無効と識別され
る可能性のある有効カードの数を増加させるが、マスタ
・テーブルに本来載せられるべきカードが除外されてし
まう危険を最小にする。このようにして、この方法は、
実質的に伝送されたファイルの完全の度合いを高め、カ
ードの不正使用に対して保護する。

第１図には、本発明の方法を実行できる金融取引ネット
ワークが説明されている。第１図に示すように、金融取
引ネットワークは、典型的に１つ又は２つ以上の金融取
引カード発行者１０を含む。金融取引カードは顧客に配
付され、カード保持者を識別する口座番号を含む。カー
ドは商品又はサービスに対して現金の代りに提示される
。

金融取引は金融取引端末２０を用いて頻繁に承認される
。一般に利用可能な金融取引端末は多数存在するので、
ここでは詳しく述べない。現状の技術による金融取引端
末は典を的に、口座番号の情報及びその池のデータを金
融取引カード上の磁気ストリップから読み取るカード読
み取り器を含む。金融取引端末はまた、自動的にダイア
ル呼び出しして、商業銀行、ネットワーク・スイッチ、
若しくは金融取引カード発行者の何れかにあるコンピュ
ータにオンライン接続する能力をも持つことができる。

本発明の開示の目的のために、ｒＣＰＵＪと表示しであ
るブロック３０は、更に高次の意思決定の認定能力を持
った中央演算装置に応答すべく意図されている。例えば
、ＣＰＵ３０には、当該金融取引を承認すべきかどうか
の決定についての参照できる、無効カード３２の全リス
トを記憶して置くことができる。

上に論じたように、金融取引端末２０には、ＣＰＵ３０
に接続せずに金融取引分析を行う能力を具えても良い。

これらの機能を遂行するために、金融取引端末には、マ
イクロプロセッサ、専用ＲＯＭ−ＲＯＭ、キーバッド、
及び表示装置を含む。本発明を行うためには、マスタ・
テーブル４０を保持する成程度のダイナミックＲＡＭ空
間を割り当てなければならない。これに加えて、提示さ
れたカードをマスタ・テーブルのデータと共に分析する
ためのプログラムも用意しなければならない。

これらの機能を行うための金融取引端末のプログラムは
、ソフトウェア技術に長けた技術者の能力て十分処理で
きる。

本発明の端末２０は、金融取引で提示されたカードが無
効の疑いがあるかどうかについて判定する能力がある。

上述したアメリカ合衆国諸特許においてもこの能力があ
った。これらの先行技術では、実際の無効口座番号は金
融取引端末に供給される。提示されたカードの口座番号
は、当該金融取引を承認すべきかどうかについてメモリ
にリストに載っている口座番号と参照される。これと対
象的に本発明では、実際の無効口座番号より少なめの情
報を含むマスタ・テーブルが作成され、金融取引端末に
供給される。この方法によって、意味のある情報がより
小さな空間に記憶される。これに加えて、カードが無効
かどうかについて判定するために、テーブル上の該当す
る位置のみを検索する。

本発明では、無効カードに関する情報は、中央演算装置
３０で作成されたマスタ・テーブル４０中に含まれる。

マスタ・テーブル４０の見本を第２図に示す。マスタ・
テーブルは、少なくとも１つのＢビット長のビット・マ
ップから成る。複数のビット・マップを用いることが望
ましい。以下で分かるように、ビット・マップをマスタ
・テーブルの中で１つではなく複数用いることによって
、有効カードを無効カードとして識別してしまう確率を
下げる。第２図で説明する実施例では、５つのビット・
マップを用いている。

ビット・マップの長さを選択する際、マツプ中の情報量
を最大化するように考慮すべきである。統計的な分析か
ら、ビットのほぼ半分が０て残り半分が１である時にビ
ット・マップ中の情報量が最大に成ることが分かつてい
る。テーブルを作成するために用いられるアルゴリズム
関数が疑似乱数特性を用いると仮定すると、ビット・マ
ップ中でビットが０となる分数は以下の方程式で与えら
れる。

（１）　　Ｚ＝［１−（１／Ｂ）］ド ここで、２は分数、Ｂはマツプ中のビットの数、Ｎはリ
ストに載せられる無効カードの数である。各ビット・マ
ップの長さが２ｏＯ１０００である時、約１３８，００
０の口座番号はリスト記載時にビットの半分がＯで残り
半分が１　（Ｚ＝０．５）である分布プロファイルが生
じるであろう。説明する本発明の実施例では、当初約１
００，０００のカードがリストに載せられるが、任意の
ビットが１である確率は０．４程度である。オペレーシ
ヲンの際には、以下に論じる更新手順によって口座番号
がマスタ・テーブルに追加されるので、ビット・マップ
中の情報量が増加するにつれて、当該確率は０．５に向
かって増大する。

マスタ・テーブルを作成するために、圧縮データを引き
出すように無効カードの口座番号を「ハツシュ」する。

口座番号は、データ暗号化規格（Ｄ　Ｅ　Ｓ）及び秘密
キーを用いて当該番号を暗号化することによって「ハツ
シュ」される。その結果の番号は打ち切られて、ＯとＢ
−１の間のインデックス値になることができる。標識（
例えば、当初ビットが総て「０」に設定されていれば、
１つの「１」である）は、アルゴリズム関数で作成され
たインデックス値に対応するビット・マップ中の位置に
配置される。２つ以上のビット・マップが用いられるの
てあれば、異なるキーを用いて口座番号は再び暗号化さ
れる。その結果は、標識を第２のビット・マップ中に配
置するために用いられる別のインデックス値を得るべく
、打ち切られる。この過程は、マスタ・テーブルにある
各ビット・マップごとに１回ずつ当該口座番号を暗号化
しなから反復される。かくして各無効カードは各ビット
・マップごとに１つの標識を具える。同様なステップが
各無効カードごとに行われ、標識がテーブルに追加され
る。もし先行するカードによる標識が既に配置されてい
れば、当該標識は変更されずに残る。データ暗号化規格
（ＤＢＳ）は適切な疑似乱数特性を具えた口座番号を「
ハツシュ」する方法を提供するが、他方、時間を費やす
複雑な仕事でもある。説明する実施例では、受容できる
程度の疑似乱数特性を具えた、単純で高速の「ハツシン
グ」アルゴリズムについて述べる。このような関係にお
いて、疑似乱数アルゴリズム関数によって、当該口座番
号から作成されたインデックス値はどれもがビット・マ
ップ中の任意の位置に存在する確率を有することが保証
される。更に、１つのビット・マップに用いられたアル
ゴリズム関数の結果は、どのような形であれ、別のビッ
ト・マップを作成するために用いられたアルゴリズム関
数に対応すべきてはない。

説明する実施例では、インデックス値を作成する当該口
座番号の中の桁の小グループを選択し、組み合わせるこ
とによってこれらの因子の平衡が取られる。この方法は
第３図及び下表を参照することによって最も良く理解で
きる。第３図は、１つの口座番号０３５８２３１４−２
７８７の最後の１２桁を説明する。これらの桁の位置は
右から左へ１から１２まで標識が付いている。ビット・
マップに２００，０００件が載っている時、０から１９
９．９９９までのインデックス値を作成しなければなら
ない。この６桁のインデックス値の最上位の数字は１又
は０てなければならない。残りの５桁の数字は０から９
まででなければならない。

第２図の第１のビット・マップに標識を置くために用い
られる第１のインデックス値は、第１表を用いて作成で
きる。この第１表は正に、適切な「ハツシング」機能を
説明すべく意図されたものである。

イ〉 １　　　　　（４＆　　５）　　　　　（２＋　　４）
　　　　　　　　０２　　　　　　　　（１，７＆　　
８）　　　　　（７＋　　３　　＋　２）　　　　　　
　２３　　　　　　（２，４＆９）　　　（８＋　　２
　　＋　　８）　　　　　８４　　　　　　（２，５＆
　　１０）　　　（８＋　　４　　＋　　５）　　　　
　７５　　　　　（３，６＆　　１１）　　　（７＋　
　１　　＋　　３）　　　　　１６　　　　　（３，７
＆１２）　　（７＋３＋Ｑ）　　　　　０上の第１表か
ら分かるように、第１桁は、口座番号の２桁の合計が偶
数であるが又は奇数であるかに基づいて引き出される。

この例において、インデックス桁１ては、２つの選択さ
れた口座番号の桁（２，４）は第４及び第５の位置にあ
る。２と４の和は偶数であるので、インデックス値は０
となる。インデックス１のインデックス桁２は、位ｆｌ
ｉｌ、７、及び８にある当該口座番号のモジューロ１０
和、すなわち、７．３、及び２である。７．３、及び２
の和は１２であり、モジューロ１０和は２であるので、
インデックス値のインデックス桁２は２となる。同様に
、インデックス桁３はモジューロ１０和は８＋２＋８　
（位置２．４、及び９）であり、８となる。残りの桁は
同様の方法で計算され、それぞれ７．１．０となる。全
体が読み取られた時、第３図の口座番号に対するインデ
ックス値は、０２８１７０となる。その後、ビット・マ
ップの第１の２８，１７０番目のビットに標識が配置さ
れる。もし当該ビットにテーブル入力からの標識が既に
存在しているならば、変更は行われない。

その後、同様なインデックス値がマスク・テーブルにあ
る各ビット・マップごとに計算される。５つのビット・
マップを持った好ましい実施例において、別の４つのイ
ンデックス値が作成される。構造的に類似の各インデッ
クス値に対して表が用いられるが、上で説明した表とは
内容が異なる。表のために選択されるインデックス桁は
相互にてきるたけ異なることが望ましい。

別の例として、第２の表（第２表）を以下説明する。

１　　　　　　（２＆　　６）　　　　　　（８＋　　
１）　　　　　　　　１２　　　　　　（４，５＆　　
８）　　　（２＋　　４　　＋　　２）　　　　　８３
　　　　　　（１，３＆９）　　　　（７÷　７４８）
　　　　　２４　　　　　　（３，５＆１０）　　　（
７＋４＋５）　　　　　６５（２，７＆１１）（８＋３
＋３）４ ６　　　　　　（４，６＆　　１２）　　　（２＋　　
１　　＋　　Ｏ）　　　　　３第３図に示す口座番号（
０５３８−２３］４−２７８７　）が第２表に従って「
ハッシュコされる時、インデックス値１８２，６４３が
作成される。その後、関連するビット・マップの１８２
，６４３番目のビットに標識が配置される。

この方法でマスタ・テーブルを作成することによって、
各ビット・マップ中に各無効カードに関して標識が配置
される。マスタ・テーブルが無効口座番号を検出するた
めに用いられる際（処理については以下に詳細に述べる
）には、被験対象となる各ビット・マップ中に標識が提
示されなければならない。さもなければ、当該カードは
有効と判断されてしまう。

この逆は真ではない。特に、標識が各ビット・マップ中
に存在したとしても、なおかつ、当該カードは有効であ
り得る。評価できることは、テーブルにより多くの無効
カードが載せられ、乱数関数の結果に基づいて更に多く
の標識がテーブルに載せられるにつれて、総ての口座番
号を「ハツシュ」することで得られるインデックス値に
関して標識が提示される見込が増える。

テーブルに載っていない有効口座番号を無効の疑いあり
として識別する確率は、以下の方程式によって得られる
。

（２）　　Ｐ＝［１−（１−１／Ｂ）”］Ｍここで、Ｐ
は確率、Ｂは各ビット・マップ中のビット数、Ｎはテー
ブルに載ってる口座番号の数、Ｍはビット・マップの数
である。ここに示す配列では、２００，０００ビツト長
の５つのビット・マップが用いられているが、もし２０
０，０００件の口座番号がテーブルに載せられるとすれ
ば、有効口座番号を無効の疑いありとして識別する確率
は１０．５パ一セント程度となろう′。もし、ファイル
が有効口座番号１００，０００件に縮小されたとすれば
、有効口座番号を無効の疑いありとして識別する確率は
、はぼ１パーセント以下に下がる。

有効口座番号を無効の疑いありとして識別する確率は、
マスタ・テーブル中のビット・マップの総数を変更する
ことによって変えることができる。ビット・マップの長
さが情報量を最大化するように調整された（前に論じ＝
４５＝ たように）と仮定すると、有効口座番号を無効の疑いあ
りとして識別する確率は以下の方程式で与えられる。

（３）Ｐ＝１／２“ この方程式は、５つのビット・マップが用いられている
際に、有効口座番号を無効の疑いありとして識別する確
率は３２回に１回、又は約３．１パーセントであること
を示している。説明する実施例では、当初１．００，０
００件のカードがリストの載せられており、ビット・マ
ップは最大情報容量まで達してなく、上に挙げたように
、有効口座番号を無効の疑いありとして識別する確率は
、はぼ１パーセント以下である。

純粋に統計的な分析から、もし１，０００゜０００ビツ
ト長のマスク・チーフルに１００゜０００件の無効カー
ドを載せるとしたら、ビット・マップを７つ用いなけれ
ばならない。このようなマスタ・テーブルを実現するに
は、それぞれが１４２，８５７ビツト長の７つのビット
・マップの範囲内に情報を無作為に分布させる「ハツシ
ング」アルゴリズムを創造しなければならない。実用上
の理由から、適切な「ハツシング」アルゴリズムを一層
容易に創造できるので、この説明では５つのビット・マ
ップを選択した。更に、マスタ・テーブルにおいて７つ
ではなく５つのビット・マップを用いることによって無
効の疑いありとして識別される有効カードのパーセンテ
ージが増加することになるが、この増分は相対的に少な
く、受け入れられないものではない。結局、５つのビッ
ト・マップの使用によって、リストに載せられる口座番
号の数は、無効の疑いありとして識別される有効カード
の確率を僅かに３．２５パーセントまで上げるだけで、
約１４０，０００件まで増加させることができる。

本発明のデータ圧縮システムの効果は、メモリ中に実際
の口座番号のリストと比較することができる。この比較
のために、口座番号の最小の１２桁が選択される。各１
２桁の口座番号は、二進化１０進数法の１桁当り４ビツ
トと仮定すると、４８ビツトのメモリを必要とする。こ
れと対象的に、本発明のシステムでは、マスタ・テーフ
゛ル中のビットの数がリストに載せるべき口座番号の数
に対して７乃至１０倍大きい時、合理的なオペレーショ
ンが達成される。これはメモリの必要をほぼ５の因数だ
け減らすことを意味し、これによって限られたメモリと
情報量の競争因子と平衡させる。

実際には、テーブルを作成するために用いられる無効カ
ードのリストは、前述のバーンスタイン特許に述べられ
ている方法と同様な方法で無効カードの地理的な位置に
関して切り取っ１である。しかし、バーンスタイン特許
て要求されるようにこれらの縮小したリストを配付する
のではなく、リストは後で地理的に配付される複数のマ
スタ・テーブルを作成するために用いられる。この方法
によって、無効カードの総リストは、アメリカ合衆国だ
けでも１００万件を超えるが、各々１００゜０００件程
度の長さの地域向けの副次的なリストに分割てきる。こ
のマスク・チーフルは１００万ビツト又は１２５　ｋバ
イトててきる。

１２５にバイトのダイナミックＲＡＭは、比較的安価で
簡単に入手できるが、この規模のマスタ・テーブルを容
易に記憶できる。更に重要な点は、マスク・ファイルの
規模が縮小して簡潔になり、当該情報の端末への伝送時
間を短縮することである。

マスタ・テーブルの各端末への伝送は、オンライン承認
に関して端末と中央演算装置の相互接続に用いられる通
信回線と同一の回線を通じて行うことができる。第１図
ではこれらの回線を番号５０で示す。この方法において
、情報を送るために各端末との通信プロトコルを確立し
なければならない。本発明の好ましい実施例では、マス
タ・テーブル４０はラジオ又はテレビ放送電波を通じて
端末に同報通信される。第１図に示すように、中央演算
装置は送信機６０に接続されている。送信機６０は、各
端末に具えられている受信機７０のアンテナ７２で受信
される電磁波を発生する。受信機で受信した情報は各端
末のメモリにダウンロードされる。無線電波に載る情報
は毎秒３８，４００ピツトで容易に伝送できるので、１
００万ビツトのマスク・ファイル全体を１７２分以内で
伝送できる。最新の無効カードに関する情報を端末で得
られるように、１日に１回このファイルを作成し、伝送
することもてきるであろう。もしテレビジョン信号を用
いるならば、テレビジョン技術で周知のように、当該情
報を垂直消去期間に挿入できる。

もしマスク・ファイル全体の伝送の頻度が低くいのであ
れば、マスタ・テーブルを追加更新できる。例えば、マ
スタ・テーブルを週１回伝送するのであれば、更新は毎
日１回の頻度で伝送できる。この場合、追加の無効カー
ドのリストを各端末に供給できるであろう。

新規に伝送される各無効口座番号は個々の端末によって
「ハツシュ」され、マスタ・テーブルのビット・マップ
に標識が配置されることになろう。

もしシステムが新しいマスタ・テーブル全体を再伝送す
る前に新入力の有効数字を特徴的に端末に供給する方法
で運用されるならば、更新の伝送時間を削減するための
過程を取ることができる。例えば、テーブルを最初に作
成する際、１２桁の各口座番号を「予備ハツシュ」して
７桁の番号にすることができる。

上述したのと類似の方法で、その後この７桁の番号を「
ハツシュ」してインデックス値を作成する。もしこの方
法でマスタ・テーブルを作成すると、マスタ・テーブル
を更新する際に、１２桁の全番号ではなく、７桁の「予
備ハツシュ」された番号のみを金融取引端末に供給すれ
ば良いことになる。この方法によって伝送時間を殆ど半
分まて縮小することになる。

マスタ・テーブルに個々の口座番号を追加できる一方て
、個々の口座番号は削除できないことに注意しなければ
ならない。評価できることとして、データ圧縮によって
ファイルが作成される時は常に複製又は重複入力が行わ
れる。仮置特定のカードが有効資格を回復したく又はリ
スト記載期間が終了した）としても、他の意味あるデー
タを不用意に破壊することなしにはファイルから標識を
安全に取り除くことはてきない。

口座番号は、新しく作成されたマスタ・テーブルを伝送
することによってのみ安全に削除できる。新しいマスク
・ファイルの伝送は、ファイルのリスト記載の口座番号
についての番号が、更新で増加するにつれて、有効カー
ドを無効の疑いありとして識別するパーセンテージ（又
は以下に論じるようなカードの使用）が許容できない水
準に達する前に行われなければならない。

仮のファイルを提供する他の方法も可能である。例えば
、無効カードの最新のリストを利用して中央演算装置で
新しいマスタ・テーブルを作成できる。その後、この新
マスクテーブルは旧マスク・チーフルと比較し、その差
異についての情報を配付できる。上で注意したように、
マスタ・テーブルの更新は、新しくリスト記載のカード
についての情報を追加することに限らなければならない
。この場合、新しくリスト記載のカードは、マスタ・テ
ーブル中に前に論理「０」に設定されていたビットを論
理「１」に設定することによって表される。ファイルに
対する更新は、論理「０」に変更されている総てのビッ
トのアドレスを伝送することによって行える。その後、
端末の中のプロセッサが識別したビットをマスタ・テー
ブルの局所記憶板の中て論理「０」に設定することがで
きる。

更新情報が毎日伝送されると共にファイル全体が毎週伝
送されるならば、伝送されるデー夕の総量を６０パ一セ
ント以上削減できると概算される。そってあっても、新
しく設置された端末がある場合、それが稼働するために
は更新情報てなくマスク・ファイルを受け取らなければ
ならないので、ファイル全体を毎日伝送することが望ま
しい。

マスタ・テーブルの作成と伝送について叙述し終わった
ので、第４図の流れ図を参照しなから金融取引端末での
マスタ・テーブルの使用について論じよう。商品購入の
際、カード保持者は自分のカードを売手に提示する。

そこて、当該カードの口座番号が第４図のステップ１０
０に示すように金融取引端末に与えられる。それによっ
て、金融取引端末の中のプロセッサが、マスタ・テーブ
ルを作成するために用いられたアルゴリズムと全く等し
い方法で、各ビット・マップのためのインデックス値を
発生することができる。

マスタ・テーブルを作成するために上述の「ハツシング
」システムが用いられたと仮定すると、第１のインデッ
クス値の第１桁は、位置４及び５の桁の和が奇数である
か偶数であるかによって決定される。第１のインデック
ス値の残りの５桁は３つの選択された桁の各グループの
モジューロ和となる。第１のインデックス値を作成した
後（ステップ１０２）に、当該インデックス値によって
決定された位置に標識が配置されたかどうかを判定する
ために、プロセッサはマスク・テープ中の第１のビット
・マップの中を検証する（ステップ１０４）。もし第１
ビツト・マツプの当該位置に標識がなければ、金融取引
を続けることが認められる（ステップ１０６）。

ステップ１０６は一般に金融取引を次に従えるステップ
を代表する。例えば、金融取引の総額は、当該カード上
に危険率評価データとして記憶されているか、若しくは
端末に記憶されている金額限度と比較できる。もし金融
取引総額がこの金額限度以内に収まれば、当該金融取引
は金融取引端末で直ぐに承認される。もし金融取引総額
がこの金額限度以上であれば、当該金融取引の情報は更
に分析されるべく中央演算装置に送られることになろう
。

もし標識が第１のビット・マップ中にあれば、残りの各
ビット・マップに関して分析を続行する。何れかのビッ
ト・マップを検証していないかどうかについて、先ずプ
ロセッサが判定する。もし何れかのビット・マップが残
っていれば、ステップ１０８においてプロセッサが次の
ビット・マップ用のインデックス値を作成する。プロセ
ッサは、新たに作成されたインデックス値によって判定
された位置にあるマスタ・テーブルの次のビット・マッ
プ中に標識が配置されているかを判定する（ステップ１
０４）。上に注意したように、当該位置に標識がなけれ
ば、当該カードは有効と認識され、当該金融取引を進行
できる（ステップ１０６）。

もし総てのビット・マップ中に標識があれば（つまり、
検証すべきビット・マップは残ってなく、したがってス
テップ１０７の答はｒＮＯＪである場合）、当該カード
は無効の可能性があり、当該情報はステップ１１０に示
すように更に処理を行うために回送されなければならな
い。このステップにおいて、中央演算装置３０へのオン
ライン接続を設定できる。当該金融取引情報は、更に当
該金融取引情報の分析処理が可能な中央演算装置に伝送
される。もし中央演算装置に総ての無効カードのリスト
が記憶されていれば、中央演算装置てこの分析処理がで
きる。これに替えて、無効カードのリストがカード発行
者１０の場所に記憶されている場合には、更に分析処理
するために当該金融取引をカード発行者に再回送できる
。もし当該カードが本当に無効であれば、当該金融取引
をを断るために当該端末にリターン・メツセージが与え
ることができる。しかし、当該カードが有効であれば、
当該金融取引を承認できる。

上で明らかにしたように、本発明のシステムは、小さな
空間に大量の情報を保持するマスタ・テーブルを提供す
る。しかし、ここで述べる方法は追加の利点を有する。

マスク・ファイルに対してどのカードをも査証するため
に、テーブル全体を通して見る必要がない点が特に利点
である。アメリカ合衆国特許３゜６９６．３３５号では
、実際の口座番号が端末に供給されるが、対象のカード
がリストに載っているかどうかを判定するために、当該
口座番号を当該リストの各番号と対照する。

板金より洗練された二進法検索アルゴリズムを用いたと
しても（リストは番号順に配列されている）、比較の番
号は必要である。これと対照的に、本発明のシステムで
は、標識があるかどうかを判定するために、インデック
ス値に対応するビット・マップ中の位置を対照しなけれ
ばならないたけである。ビット・マップ全体を精査する
必要はない。５つのビット・マップを有するマスタ・テ
ーブルでは、１００．０００件の無効カードの領域に口
座番号があるかについて単に当該マスク・テーフ゛ルの
５が所を調べることによって、判定を行える。もし見付
からない標識が１つでもあれば、当該カードは有効と認
識される。

当出願者が進めた試験プログラムでは、本発明を実施す
るために遠隔端末へのマスタ・テーブルの伝送を１日当
り１回を基本として行った。このように配付の頻度を高
めること によって、１週当り１回を基本として配付される標準的
な印刷告示に含まれる情報に比較して、マスタ・テーブ
ルの中の情報を遥に新鮮にできる。しかし、１日当り１
回の配付でさえも、カード発行者に無効と分かっている
カードの総てを含む訳ではない。例えば、数多くのカー
ドが盗難、紛失の後、即座に使用されている。カード保
持者がカードを盗まれたり、紛失した直後にカード発行
者に接触したとしても、その事実に関する情報が配付さ
れるまでに数時間が経過する。

無効と認識されたカードのマスク・テーブルからの削除
は、盗難、紛失の情報を配付するのに十分な時間がなか
った場合には限らない。上て注意したように、全国的金
融取引カード・システムでは、無効金融取引カードは、
当該カードが最も使用されそうな地域に基づく無効カー
ド告示に記載される。例えば、ニュー・ヨーク州で盗難
、紛失の報告があったカードは、カリフォルニア州のリ
ストには通常載せられない。この制限は、経費を削減し
、無効カード告示（ここでは、マスタ・テーブル）を不
当に大規模にしないためには止むを得ない措置である。

残念なから、この制限のために、検出することが一層困
難な予期しない地域で無効カードが使用されてしまう場
合が少ない割合ではあるが生じる。

無効と認識されるべきカードが検出されずに不正使用さ
れる頻度を減らすために、金融取引に使用されたカード
の口座番号によってマスタ・テーブルが補完されるよう
に本発明のシステムを改変できる。この処置によって、
同一の端末での当該カードのその後の使用について当該
カードが無効かもしれないと識別することになる。上に
注意したように、第４図を参照すると、当該カードが無
効かもしれないと識別されると、この情報は更にオンラ
イン処理のために回送される。もしカード発行者の所で
当該カードが無効としてリストに載せられていれば、オ
ンライン承認手順の間に検出され、適切な対応を取るこ
とができる。

第５図では、本発明の追加的な側面の実施について説明
する。第４図と同様なステップについては同一の番号が
付けであるので、論じないことにする。本発明を実施す
るために、当該カードを表す標識をビット・マップに挿
入することによって、当該口座番号がマスタ・テーブル
に追加される。第４図を参照して上で注意したように、
端末のプロセッサは、ステップ１０２て計算したインデ
ックス値によって判定されたアドレスに配置されたビッ
ト・マツプのそれぞれに標識が存在するかどうかを判定
するように、既にプログラムされている。もし標識が存
在しなければ（ステップ１０４の答えがｒＮＯＪであれ
ば）、当該カードは有効と推定され、当該金融取引を継
続できる。継続的な処理に関連して、第５図で説明する
新しいステップで示すように、マスク・チーフルに標識
が追加される。もしステップ１０４の答えがｒＹＥｓ、
てあれば、検査領域に標識が既に存在しており、当該ビ
ット・マップに標識を追加する必要がないことに注意し
なければならない。前に述べたように、総てのビット・
マップに標識が存在しているならば（ステップ１０７の
答えが「Ｎ○」てあれば）、当該カードはリストに載せ
られているものと考えられ、無効の可能性があるものと
して、ステップ１１０のオンライン処理を進行させなけ
ればならない。

もしビット・マップにどこにも標識が存在していなけれ
ば、１つ挿入されなければならない。ステップ１１２に
説明されるように、ステップ１０４で空白と認められた
ビット・マップの丁度その位置に標識が挿入される。

ステップ１０７ａでは、検証されていないビット・マッ
プが残っていないかどうかについてプロセッサが判定す
る。もし検証されていないビット・マップがなければ、
ステップ１０６に従って金融取引は続行される。もし追
加のビット・マップを検証しなければならないとしたら
、ステップ１０８ａに従って次のインデックス値が作成
される。作成されたインデックス値は、次のビット・マ
ップのアドレスを定めるためと、ステップ１０４ａで標
識が存在するかどうかについて判定するためとに用いら
れる。もし検証されていないビット・マップが残ってい
れば、プロセッサが残っている総てのビット・マップの
検証を進める。

もし標識が存在していなければ、ステップ１１２で標識
が追加される。この過程は、総てのビット・マップの検
証と更新が終了するまて続く。

ステップ１０４ａ、１０７ａ、１０８ａは、元のステッ
プ１０４．１０７．１０８に等しいサブルーチンて動作
することに注目すべきである・したがって、本発明のこ
の追加的側面を実施するに当たって、標識はビット・マ
ップの計算された位置に配置され、実質的に追加的なプ
ログラムは必要ない。処理が完了すると、各ビット・マ
ップ中に標識が表われる。

この結果、もし当該カードが次の金融取引のために当該
端末で提示されると、当該カードは無効かもしれないと
識別され、オンライン処理のために回送される。

一般に、特定の金融取引カードが特定の端末で２４時間
以内に２回以上も合法的に使用される可能性は決して高
くない。これに対して、無効カードは１か所での買い物
に繰り返し使用されることが屡々ある。このような図式
はガソリン・スタンドで屡々観察されるが、そこで本発
明のこの側面が特に適切となるがもじれない。

適切となるかもしれないこの他の場所としては、複数の
金融取引端末を具えた大型小売店が含まれる。これら複
数の金融取引端末は典型的に店舗の中にあるマスク・コ
ンピュータに接続されている。この形態では、本発明の
マスタ・テーブルは１か所に記憶されて、その場所から
マスク・コンピュータに接続されている。店舗（又は同
一地域内の系列店）内の各端末は、マスク・コンピュー
タを通じてマスタ・テーブルを直接呼び出せる。

よく分かつていることであるが、カード保持者は、或店
の或部門で買い物をした復に、別の部門に行き次の買い
物をするのが極く一般的である。或部門で最初の買い物
を行うことによって、マスタ・テーブルに入力されるべ
き情報が得られる。この方法によって、別の部門で次の
買い物をする間に当該口座番号が処理された時、当該口
座番号が無効と識別され、中央演算装置による承認のた
めに送られる。

複数の端末のネットワーク・ノードとして働く遠隔の現
場にマスタ・テーブルを配付することは本発明の範囲内
にある点に注目すべきである。この配列を行っても、複
数の端末と中央演算装置の間てオンライン通信を行う必
要は少ないという、本発明のシステムの特徴は依然体た
れる。

また、本発明のこの側面は、カードの口座番号について
の情報を記憶するための空間を有する総ての端末て実施
できる点にも注目すべきである。仮台端末がデータ圧縮
されたマスタ・テーブルで動作するように装備されてい
なくとも、次にカードを使用する際にはオンライン処理
を要求するように口座番号を表す情報を当該端末が記憶
するようにもできる。

勿論、データ圧縮されたマスタ・テーブルを具えた端末
と接続した際には、口座番号についての情報を追加する
ための追加の記憶用空間は最少になる。

よく分かっていることであるが、口座番号がマスタ・テ
ーブルに追加されるので、有効カードを無効として識別
するパーセンテージは増加する。この効果は、端末で新
版を受け取った時にマスタ・テーブル全体を取り替える
ことによって最小化される。新しいマスタ・テーブルは
前回の更新以降に無効と報告されたカードは総て含まれ
るべきである。

本発明のシステムの効果を最大にするために、マスタ・
テーブルを高い頻度で配付することが望ましい。ファイ
ルを毎日配付するために、回報通信のような成形の伝送
方式を用いなければならない。残念なから、データを伝
送すると誤りを生じる。

伝送誤りを検出、補正するために、数多くの先行の技術
が開発されている。これらの技術は、ここに述べられて
いるように伝送されたデータの正確さを補強するために
、用いることができる。しかし、殆どの技術は、伝送誤
りの総てについて全く曖昧さを排除した情報を提供する
訳ではない。例えば、これらの技術は、どのデータ・バ
イトに誤りがあるかについての情報は提供するが、当該
バイト内のどのビットが誤りであるかについては識別で
きない。そのような場合、補正は不可能である。

本発明の場合、マスタ・テーブル中に伝送誤りを生じ、
補正されなければ、データは消滅するてあろうし、無効
と識別されるべき金融取引カードを有効として承認して
しまうであろう。このような結果が生じるのを回避する
ために、本発明では、無効としてリストに載せられてい
るカードを有効として取り扱う確率を下げる方法で、受
信されたマスタ・テーブルを変更する独特な誤り補償シ
ステム（誤り補正システムと対比できる）を提供する。

この結果を得るために、本発明では、伝送中に生じた誤
りを検出する方法を提供する。

勿論、曖昧さもなく識別できる誤りは総て先行の技術に
よって補正できる。これに対して、検出されはしたが正
確には指摘できない誤りについては、マスタ・テーブル
の疑わしい各場所に標識を配置することによって補償す
る。

ビット・マップ中の標識が無効の疑いのあるカードを指
示するのて、無効カードについての情報が消滅すること
はない。

このような誤り補償のシステムを実施するため方法は数
多くある。本発明の好ましい実施例では、誤りを検出す
る基本として標準的な誤り補正技術を用いている。本発
明の好ましい実施例を評価するためには、最初にデータ
伝送形式が説明されなければならない。上で注目したよ
うに、好ましい実施例ではマスタ・テーブルは１００万
ビツトのデータを持っている。当該マスタ・テーブルは
、それぞれが２１バイトの５９３５個のデータ・ブロッ
クによって論理的に作成される。各バイトは８ビツトの
データであるので、１ブロック当り合計１６８ピツトの
データとなる。

データ伝送の目的のためにこれらのデータ７〇− は、各バイトが７ビツトのデータと１奇偶検査ビツトを
具えた２４バイトに再構成される。

当技術分野では古く、周知である。端的に言えば、奇偶
検査ビットは各バイト中の「１」の合計数が奇数になる
ように設定される。もし伝送後にバイト中の「１」の合
計数が偶数のものがあれば、当バイト中に奇数の伝送誤
りがあったと結論できる。最も確率の高い誤りは１ビツ
トの誤りである。

上述した２４バイトに加えて、伝送前に２５番目のバイ
トがブロックに付加される。このブロックは長さ方向冗
長検査バイト（Ｌｏｎ−ｇｉｔｕｄｉｎａｌ　Ｒｅｄｕ
ｎｄａｎｃｙ　Ｃｈｅｃｋ　ｂｙｔｅ：　ｒ　Ｌ　Ｄ　
ＣＪバイトと呼ばれる。ｒＬＤｃＪバイトは当技術分野
ではまた周知である。このｒＬＤｃＪバイトは先行する
各バイトを排他的論理和演算することによって作成され
る。この配列によって、ブロック（ｒＬＤＣ，バイトを
含む）内の各バイト中の総ての同様なビット位置で「１
」の合計数は偶数になる。ｒＬＤｃＪは、ブロック内の
各バイト中のビット位置についての奇偶検査を行うため
に用いられる（バイト奇偶検査識別が、奇偶検査ビット
によって行われるのとは対照的であるン。伝送後「ＬＤ
ＣＪバイトを含めて、総てのバイトを排他的論理和演算
する。もし伝送誤りがなければ、演算の結果（ブロック
誤りバイトと呼ばれる）は０である筈である。もしブロ
ック誤りバイト中の何れかのビットが１であれば、バイ
ト中の１つの該当ビット位置で伝送誤りがあったことの
識別となる。奇偶検査バイト及びＬＲＣバイトは共に、
ある種の誤？ノを検出、補正するためと、その他の誤り
を補償するために用いられる。

当特許受託者が履行した実施例では、伝送されたブロッ
クは実際には２８バイトを含む。

最初の２バイトは、マスタ・テーブル内のブロックの位
置を指定するアドレスを保持するために用いられる。も
う】つのバイトは、巡回冗長検査（ｃｙｃｌｉｃ　ｒｅ
ｄｕｎｄａｎｃｙ　ｃｈｅｃｋ：　ＣＲＣ）のために利
用できる。巡回冗長検査バイトの使用は先行の技術で用
いられるもう１つの誤り補正の技法であるが、本発明の
誤り補償機構ではこれをもちいていないので、ここては
述べない。実際には、アドレス・バイトとＣＲＣバイト
は、両方ともＬＲＣバイトを作り出す際に用いられる。

ＬＲＣバイトを作り出すためには、奇数のバイト（この
場合は２７）を用いることが望ましい。これによって、
ＬＲＣバイトが総てのデータ・バイトと同様の奇数奇偶
性を具えることを保証する。

伝送ブロックの形式についての説明を終えたので、これ
から第６図を参照しなから誤り補正及び補償の機構につ
いて説明する。ステップ２０２において、総ての伝送バ
イトの排他的論理和をとることによってブロック誤りバ
イトが作成される。上で注目したように、誤りがなけれ
ば、ブロック誤りバイトの内容は総て「０」でなければ
ならない。「１」が１つでもあれば、総てバイトの１つ
の当該位置に誤りが生じていることを示す。ブロック誤
りバイトに表われる誤りの数（「１」の数）はステップ
２０４におけるＬＲＣ誤り計数器に記憶される。

ステップ２０６において、奇偶性誤りは識別され、奇偶
性誤りを有する各バイトの位置は記憶される。奇偶性誤
りを有するバイトの数は、ステップ２０８における奇偶
性誤り計数器に記憶される。上で注目したように、各バ
イトは奇数奇偶性を具えている筈である。

もし奇偶性が偶数であれば、当該バイトは伝送誤りを免
れない。ブロックが受信されると、ステップ２０２．２
０４．２０６、及び２０８は平行してバイトごとに行え
る。

もしステップ２１０で誤りが検出されなければ、次のブ
ロックはステップ２１２て処理することができる。もし
誤りが検出されたならば、奇偶性誤り計数器、及びＬＲ
Ｃ誤り計数器がステップ２１４で比較される。ステップ
２１６では、奇偶性誤り計数器とＬＲＣ誤り計数器での
数が等しいかどうかについて判定される。もし等しけれ
ば、両方の計数器が「１」に等しいかどうかについてス
テップ２１８で判定される。もし両方の計数器が「１」
に等しければ、誤りは、ただ１個であり、奇偶性誤りの
あるバイトの中でブロック誤りバイトによって示される
位置にあるものと考えられる。この誤りは、ビットを変
えることによって補正できる。この形の誤り補正は周知
であり、ステップ２２０で説明するように、識別された
バイトとブロック誤りバイトとを排他的論理和演算する
ことによって行われる。

もし奇偶性誤り計数器の数がＬＲＣ誤り計数器の数と等
しく、また「２」より大きければ、複数のバイト中に複
数の単一誤りがあるものと考えられる。当該ブロック誤
りバイトによって複数のバイト中のどのビットに誤りが
あったかについての情報が与えられる。しかしなから、
特定のビット誤りがどのバイトにあったかについての情
報は不完全である。

この場合、本発明の誤り補償機構によって、識別された
バイト中の識別されたビットは「１」に変えられる。こ
れはステップ２２０に示すように、奇偶性誤り有りとし
て識別された各バイトとブロック誤りバイトとを排他的
論理和演算することによって行われる。このステップに
よって、疑わしい各ビットに標識を配置することになる
。これによって、伝送誤りの疑いの有る各ビットはこの
復標識を具えるので、無効カードについての情報は失わ
れないことが保証される。

もしステップ２１６での判定で奇偶性誤り計数器の数が
ＬＲＣ誤り計数器の数と等しくなければ、奇偶性誤り計
数器の数がＬＲＣ誤り計数器の数より大きいかどうかに
ついてステップ２２４で判定する。もし奇偶性誤り計数
器の数がＬＲＣ誤り計数器の数より大きければ、ブロッ
ク誤りバイト中の情報を相殺する複数の組み合わせの伝
送誤りがあることを示す。ここで奇偶性誤り情報のみが
信頼できると仮定される。奇偶性情報のみに基づいて、
一定のバイトに誤りがあることが識別されるが、しかし
、識別されたバイト内のこれらの誤りの位置については
分からない。この場合、補償手段は、ステップ２２６に
示すように各不良バイトの総てのビットを「１」に変え
ることである。

もしステップ２２６の結果として、奇偶性誤り計数器の
数がＬＲＣ誤り計数器の数より小さければ、バイト中に
奇偶性検査を相殺する偶数の数（最も確率の高いのは２
個）の誤りが発生したことを示す。それでも、どのバイ
トに誤りがあったかについての明確な情報はない。ブロ
ック誤りバイトは有効であると仮定すると、バイト位置
については分からないが、当該誤りの発生しているビッ
ト位置に関する情報は得られる。ブロックの各バイト中
て識別されたビット位置に標識を設定することによって
、曖昧な誤りは補償される。この結果は、ステップ２２
８に示すようにブロック誤りバイトと総てのデータ・バ
イトを論理和演算することによって得られる。誤り補正
又は誤り補償を完了した復、ステップ２１２において次
の処理を進められる。

ステップ２１８．２２．２２４で説明する補償手段は、
総て当該ビット・マップに標識を追加するために機能す
る。この処置は無効カードについての情報が失われる可
能性を減らす一方、無効と識別される有効カードの数を
増加させる。しかし、上で注目したように、無効と識別
されてオンライン認定に回される有効カードのパーセン
テージは問題であるとは考えられない。ここで説明する
補償手段は、当該パーセンテージを許容できる水準以上
には上げない。例えば、ステップ２２４では当該テーブ
ルに大量の標識を追加するが、ステップ２２４によって
指定される誤りの形式は、無効と識別される有効カード
のパーセンテージの増加が際だった統計的影響を与えな
いように、かなり低い発生確率を具えている。

一定の伝送誤りが稀にお互いに補償し合って、完全に検
出不能に陥ることを認識すべきである。この後者の検出
不能の特性は、誤り検出のために冗長伝送に依存しない
誤り補正技法にとっては一般的なことである。本発明の
１つの目的は伝送データの総量を減少させることである
ので、冗長伝送は望ましくなく、避けなければならない
。幸い、この形式の誤り補償は、冗長伝送を利用する誤
り検出技法の使用の十分な根拠となる程−船釣ではない
。

要約すると、無効金融取引カードにての情報を配付する
ための新規な改良システムが提供される。このシステム
では、カードの全口座番号よりも少ない量を含むマスク
・ファイルが作成される。このマスク・ファイルは無効
カードに対応する標識を具えた少なくとも１つのビット
・マップを有する。各標識の位置は、その後当該標識を
ビット・マップに与えるために用いられるインデックス
値を作成するために当該口座番号を「ハツシュ」するこ
とによって決定される。標識が総ての無効カードのため
のマスタ・テーブルの総てのビット・マップ中に配置さ
れると、当該マスク・チーフルは金融取引端末に伝送さ
れる。金融取引端末は、保留の金融取引を分析するため
にマスタ・テーブルの情報を処理する。マスタ・テーブ
ルの情報は、もし無効の疑いのあるカードが提示された
ならば、当該金融取引を更に分析するために中央演算装
置に回送する信号を発生するように整えられている。好
ましい実施例においては、有効カードを無効の疑い有り
と識別する確率が、１０パーセント以下、望ましくは１
乃至３パ一セント程度であるように整えられている。こ
の方法では、この機構の結果として極く小数の有効金融
取引しか更に分析するために中央演算装置に回送しない
。各金融取引の最中、購買のために提示された金融取引
のカードロ座番号についての情報でマスタ・テーブルを
補完することができる。この方Ｊては、当該金融取引カ
ードのその復の使用については総て追加の処理に回送さ
れる。マスク・ファイルが配付される際に無効カードに
ついての情報を失う可能性を減らすために、データ伝送
誤りを補償する機構が用いられる。

本発明について好ましい実施例を対照しつつ述べてきた
が、当技術分野の技量を有する者が本発明の請求項に規
定する範囲と真意から逸脱せずに変更及び改変を行い得
ることは明白である。

【図面の簡単な説明】

第１図は、本発明の方法を実行できる金融取引ネットワ
ークを説明する回路図である。 第２図は、５つのビット・マップを有するマスタ・テー
ブルの代表例である。 第３図は、無効口座番号についての最後の１２桁の代表
例である。 第４図は、本発明に従って金融取引端末で取られるステ
ップを説明する流れ図である。 第５図は、本発明に従って金融取引端末で取られる、第
４図のステップに類似であるがまた別のステップを説明
する流れ図である。 第６図は、本発明による誤り訂正技法を説明する流れ図
である。 カード発行者　　　　　　１０ 端末　　　　　　　　　　２０ 中央演算装置　　　　　　３０ 無効カード・リスト　　　３２ マスタ・テーブル　　　　４０ 回線　　　　　　　　　　５０ 送信機　　　　　　　　　６０ 受信機　　　　　　　　　７０ アンテナ　　　　　　　　７２

Claims (22)

【特許請求の範囲】
1. （１）金融取引カードのリストに関する情報をデータ・
   ファイルの中に含み、該リスト記載の各カードを少なく
   とも１つの標識で表す、該ファイル中の伝送誤りを補償
   する方法であって、該リスト記載のカード情報を失わな
   いように、伝送誤りが発生している疑いのある該データ
   ・ファイル中の各位置に標識を配置するステップから成
   る伝送誤り補償方法。
2. （２）それぞれが口座番号を有する金融取引カードの使
   用に基づく金融取引のオフライン承認を容易にさせるた
   めの金融取引端末を動作させる方法であって、 少なくとも１つの標識によってリスト記載 の各カードを表すマスタ・テーブルの形態で、金融取引
   カードのリストについての情報を受け取り、 伝送誤りを検出し、 リスト記載の該カードについての情報を失 わないように、伝送誤りが発生している疑いのある該テ
   ーブル中の各位置に標識を配置することによって総ての
   曖昧な誤りを補償するステップから成る金融取引端末動
   作方法。
3. （３）前記マスタ・テーブルがデータのブロックの形に
   整えられ、各ブロックは複数のバイトから成り、各バイ
   トは奇偶検査ビットを含み、各ブロックは該ブロック中
   の他のバイトを排他的論理和演算することによって作成
   された長さ方向の冗長検査バイトを更に含む、請求項２
   記載の金融取引端末動作方法であって、ブロック誤りバ
   イトを作成するために該各 ブロック中の総てのバイトを排他的論理和演算して該ブ
   ロック誤りバイトの内容に基づいて誤りの数を記録し、 該奇偶検査ビットに基づいて奇偶検査誤り のバイトの数、及びどのバイトに誤りがあったかについ
   て判定する ステップを更に含む金融取引端末動作方法。
4. （４）ブロック中の奇偶検査誤りの数が共同するブロッ
   ク誤りバイト中の誤りの数と等しいか、また前者の数が
   １より大きいかどうかを判定し、もし前者の数が１より
   大きければ、奇偶検査誤りがあると示されている各バイ
   ト中に標識を挿入し、該標識は該ブロック誤りバイトの
   内容に基づいて誤りがあると示されているビット位置に
   挿入される、ステップを更に含む請求項３記載の金融取
   引端末動作方法。
5. （５）前記標識挿入ステップが、前記ブロック誤りバイ
   トと奇偶検査誤りを伴う該ブロック中の各バイトとを論
   理和演算することによって行われる、請求項４記載の金
   融取引端末動作方法。
6. （６）ブロック中の奇偶検査誤りの数が共同するブロッ
   ク誤りバイトによって示される誤りの数より大きいかど
   うかを判定し、もし前者が大きいならば、奇偶検査誤り
   を有する総てのバイトの総てのビットに標識を挿入する
   ステップを更に含む、請求項３記載の金融取引端末動作
   方法。
7. （７）ブロック中の奇偶検査誤りの数が共同するブロッ
   ク誤りバイトによって示される誤りの数より小さいかど
   うかを判定し、もし前者が小さいならば、ブロック中の
   総てのバイトについて該ブロック誤りバイトの内容に基
   づいて誤りがあると示されているビット位置に標識を挿
   入するステップを更に含む、請求項３記載の金融取引端
   末動作方法。
8. （８）前記標識挿入ステップが、前記ブロック誤りバイ
   トと該ブロック中の全バイトとを論理和演算することに
   よって行われる、請求項７記載の金融取引端末動作方法
   。
9. （９）それぞれが口座番号を有する金融取引カードの使
   用に基づく金融取引のオフライン承認を容易にさせるた
   めの金融取引端末を動作させる方法であって、 マスタ・テーブルの形態で、金融取引カー ドのリストについての情報を受け取り、複数のビット・
   マップによつて該マスタ・テーブルを定義し、各ビット
   ・マップ中の１つの標識によってリスト記載の各カード
   を表し、 伝送誤りを検出し、 リスト記載の該カードについての情報を失 わないように、伝送誤りが発生している疑いのある該テ
   ーブル中の各位置に標識を配置することによって総ての
   曖昧な誤りを補償するステップから成る金融取引端末動
   作方法。
10. （１０）中央演算装置と、遠隔の複数の金融取引端末と
    、共同する口座番号をそれぞれが具えた複数の金融取引
    カードとを含む金融取引ネットワークにおいて、金融取
    引のオフライン承認を容易にさせるための方法であって
    、 金融取引カードのリストから引き出された データを含むマスタ・テーブルを該中央演算装置で作成
    し、該データは各カードの口座番号の全数より少なく、
    リスト記載の各カードを少なくとも１つの標識で示し、 局所で該遠隔金融取引端末で呼び出すよう に該マスタ・テーブルを配付し、 伝送誤りを検出して該マスタ・テーブルの 誤りの可能性のある位置に標識を配置し、 懸案の金融取引に関して提示されている金 融取引カードの口座番号を該マスタ・テーブル中のデー
    タと照合して当照合の結果に基づいて出力信号を発生す
    る ステップから成る金融取引オフライン承認方法。
11. （１１）中央演算装置と、遠隔の複数の金融取引端末と
    、共同する口座番号をそれぞれが具えた複数の金融取引
    カードとを含む金融取引ネットワークにおいて、金融取
    引のオフライン承認を容易にさせるための方法であつて
    、 金融取引カードのリストから引き出された データを含むマスタ・テーブルを該中央演算装置で作成
    し、該マスタ・テーブルを複数のビット・マップによっ
    て定義し、リスト記載の各カードを各ビット・マップ中
    の１つの標識によって表し、 局所で該遠隔金融取引端末で呼び出すよう に該マスタ・テーブルを配付し、 伝送誤りを検出して該マスタ・テーブルの 誤りの可能性のある位置に標識を配置し、 懸案の金融取引に関して提示された金融取 引カードの口座番号を該マスタ・テーブル中のデータと
    照合して当照合の結果に基づいて出力信号を発生する ステップから成る金融取引オフライン承認方法。
12. （１２）データ・ファイルが金融取引カードのリストに
    関する情報を含み、少なくとも１つの標識によって該リ
    スト記載の各カードを表す、該ファイル中の伝送誤りを
    補償する装置であって、 該データ・ファイルを保持する記憶装置と、伝送誤りを
    検出する記憶装置と、 リスト記載の該カードについての情報を失 わないように、伝送誤りが発生している疑いのある該デ
    ータ・ファイル中の各位置に標識を配置する装置 とから成る伝送誤り補償装置。
13. （１３）それぞれが口座番号を有する金融取引カードの
    使用に基づく金融取引のオフライン承認を容易にさせる
    ための金融取引端末であって、リスト記載の各カードを
    少なくとも１つの 標識で示すマスタ・テーブルの形態で金融取引カードの
    リストについての情報を含む、伝送されたデータ・ファ
    イルを保持するための記憶装置と、 伝送誤りの検出を行い、また、リスト記載 の該カードについての情報を失わないように、伝送誤り
    が発生している疑いのある該テーブル中の各位置に標識
    を配置することによつて、総ての曖昧な誤りの補償をも
    行うプロセッサとから成る金融取引端末。
14. （１４）前記マスタ・テーブルが、データのブロックの
    形に整えられ、 各ブロックは複数のバイトから成り、 各バイトは奇偶検査ビットを含み、 各ブロックは該ブロック中の他のバイトを 排他的論理和演算することによって作成される長さ方向
    の冗長検査バイトを更に含んでいて、 前記プロセッサが更に、 ブロック誤りバイトを作成するために該各 ブロック中の総てのバイトを排他的論理和演算するよう
    に機能し、 その後、該ブロック誤りバイトの内容に基 づいて誤りの数を記録し、 該奇偶検査ビットに基づいて、奇偶検査誤 りのバイトの数及びどのバイトに誤りがあったかについ
    て判定するように機能する 請求項１３記載の金融取引端末。
15. （１５）前記プロセッサが、ブロック中の奇偶検査誤り
    の数が共同するブロック誤りバイト中の誤りの数と等し
    いかどうか、また、１より大きいかどうかを判定し、も
    し該数が１より大きければ、誤りが有ると示されている
    各バイト中に標識を挿入するように機能して、該標識は
    奇偶検査該ブロック誤りバイトの内容に基づいて誤りが
    有ると示されているビット位置に挿入される、請求項１
    ４記載の金融取引端末。
16. （１６）前記標識が、前記ブロック誤りバイトと奇偶検
    査誤りを伴う該ブロック中の各バイトとを論理和演算す
    るプロセッサによって挿入される、請求項１５記載の金
    融取引端末。
17. （１７）前記プロセッサが、ブロック中の奇偶検査誤り
    の数が共同するブロック誤りバイトによって示される誤
    りの数より大きいかどうかを判定するために機能し、も
    し前者が大きいならば、総てのバイトの奇偶検査誤りを
    有する総てのビットに標識を挿入する、請求項１４記載
    の金融取引端末。
18. （１８）前記プロセッサが、ブロック中の奇偶検査誤り
    の数が共同するブロック誤りバイトによって示される誤
    りの数より小さいかどうかを判定するように機能し、も
    し前者が小さいならば、該ブロック中の総てのバイトの
    該ブロック誤りバイトの内容に基づいて誤りがあると示
    されているビット位置に標識を挿入する、請求項１４記
    載の金融取引端末。
19. （１９）前記標識が、前記ブロック誤りバイトと該ブロ
    ック中の全バイトとを論理和演算するプロセッサによっ
    て挿入される、請求項１８記載の金融取引端末。
20. （２０）それぞれが口座番号を有する金融取引カードの
    使用に基づく金融取引のオフライン承認を容易にさせる
    ための金融取引端末であって、複数のビット・マップに
    よって作成される マスタ・テーブルの形態で、リスト記載のそれぞれのカ
    ードを各ビット・マップ中の１つの標識で表す金融取引
    カードのリストについての情報を含む、伝送されたデー
    タ・ファイルを保持するための記憶装置と、 伝送誤りの検出を行い、また、リスト記載 の該カードについての情報を失わないように、伝送誤り
    が発生している疑いのある該テーブル中の各位置に標識
    を配置することによって、総ての曖昧な誤りの補償をも
    行うプロセッサとから成る金融取引端末。
21. （２１）中央演算装置と、遠隔の複数の金融取引端末と
    、共同する口座番号をそれぞれが具えた複数の金融取引
    カードとを含む金融取引ネットワークにおいて、金融取
    引のオフライン承認を容易にさせるためのシステムであ
    って、金融取引カードのリストから引き出された データを含むマスタ・テーブルを該中央演算装置で作成
    し、該データは各カードの口座番号の全数より少なく、
    リスト記載の各カードを少なくとも１つの標識で示し、 局所で該遠隔金融取引端末によって呼び出 すように該マスタ・テーブルを配付する装置と、 金融取引のために提示された金融取引カー ドの口座番号を表すデータを各端末で受け取る装置と、 伝送誤りを検出して、該マスタ・テーブル の誤りの可能性のある位置に標識を配置し、懸案の金融
    取引に関して提示されている金融取引カードの口座番号
    を該マスタ・テーブル中のデータと照合して当照合の結
    果に基づいて出力信号を発生し、作動時に該遠隔端末と
    共同するプロセッサ とから成る金融取引オフライン承認システム。
22. （２２）中央演算装置と、遠隔の複数の金融取引端末と
    、共同する口座番号をそれぞれが具えた複数の金融取引
    カードとを含む金融取引ネットワークにおいて、金融取
    引のオフライン承認を容易にさせるためのシステムであ
    って、　マスタ・テーブルを複数のビット・マップ によって定義し、リスト記載の各カードを各ビット・マ
    ップ中の１つの標識によって表す、金融取引カードのリ
    ストから引き出されたデータを含む該マスタ・テーブル
    を該中央演算装置で作成する装置と、 局所で該遠隔金融取引端末で呼び出すよう に該マスタ・テーブルを配付する装置と、 金融取引のために提示された金融取引カー ドの口座番号を表すデータを各端末で受け取る装置と、 伝送誤りを検出して該マスタ・テーブルの 誤りの可能性のある位置に標識を配置し、懸案の金融取
    引に関して提示されている金融取引カードの口座番号を
    該マスタ・テーブル中のデータと照合して当照合の結果
    に基づいて出力信号を発生する、作動時に該遠隔端末と
    共同するプロセッサ とから成る金融取引オフライン承認システム。