JPS584476A

JPS584476A - 端末接続暗号方法およびその装置

Info

Publication number: JPS584476A
Application number: JP57108646A
Authority: JP
Inventors: ハワ−ド・エム・ゼイドラ−
Original assignee: BIZA YUU ESU EE Inc
Current assignee: BIZA YUU ESU EE Inc
Priority date: 1981-06-26
Filing date: 1982-06-25
Publication date: 1983-01-11
Also published as: EP0068805B1; US4423287A; DE3273666D1; EP0068805A1; JPH0218512B2

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】本発明は暗号システム、特に自動出納機（ＡＴＭ）およ
び現金引出機（ＣＤ）と共に使用する暗号システムに関
する。これらの機械は代表的な場合、銀行が発行したカ
ードにより呼出しがなされる。過去１２年の１ｇＵにこ
れらの機械は数箇所に散在していたユニットから世界全
体でほぼ５０，０００ユニツトにも増大した。電子資金
撮替サービスにより得られる顧客の便宜を小地裁外に及
ぼすため、多くの地域で数群の機関が局地的、地方的、
および囲域的共同の出納／引出機（ＡＴＭ／ＣＤ　）サ
ービス網の設立に協力し始めた。

かくして−金融機関（「発行者」）により発行されたカ
ードの所持者が別の金融機関（「受付者」）の出納／引
出機を介して発行者と取引きし得る。

本発明は交換網通信システムを通して−またはそれ以上
のメツセージ素子の安全性が確保されなければならない
この種の取引に主に適用されるもので、多数の機関を含
まないもつと限定されたシステムにおける安全性確保の
ものとは異なる。また本発明は金融機関に対するものに
限られない。

そのような通信網は代表的な場合、そのようなサービス
利用者により提示される標準化された個へ同定証の使用
に頼っている。そのような同定証はたとえば特定の組の
データをカード上の磁気ストリップに符号化して与えた
利用者プラスチックカードである。しかしながらそのよ
うな利用者により中間ステーションを経て出納／引出機
から発行者のデータ処理センターに送られるデータのい
くつかの安全性および秘密を保つことが必要である。こ
れらの安全性確保の条件として、経済的データ伝達、重
要力顧客関係情報に対する未許可呼出しの排除、および
課せられ得る行政規制に適合した秘密保守をなし得るも
のでなければならない。

保護はいろいろの交換網によって利用される入力、伝達
、記憶および証明の諸過程に及ぶもので々ければならな
い。

出納／引出機の電信のデータ素子の中で何等かの保護を
必要とする最も重要なものに、（ａ）　　カード保持者
の個人同定番号（ＰＩＮ）（１））　　カード保持者の
主口座番号（ＰＡＮ）（Ｃ）現金貸出しまたは支出の会
計（ａ）　　取引日時（ｅ）　　抱引毎の取引番号（ＴＮ）がある。

これらのデータ素子が保護される手段を与える暗号技術
が存在している。その技術について以下に詳細に説明す
る。しかしここでの目的上、たとえば番号（ｐｎｖ）の
場合、たとえばＰ工Ｎ番号ｒ９７２５Ｊは一時的に符丁
化された「Ｂ＊７■」に変換され、受付者から交換ネッ
トワーク経由で発行者に伝達される「暗号ｊなる名称の
暗号処理を利用することにより、保護が与えられている
ことを承知しておけば十分である。この意味で「受付者
」なる用語は出納／引出しを行なっている金融機関であ
り、一方、発行者はたとえば利用者に金融サービスを与
える目的金融機関である。メツセージ目的地でこの符丁
が「解読」と呼ばれる逆暗号処理によって元のｒ９７２
５Ｊに変換されて番号ＣＰＩＮ）の正当性証明をすべく
さらに処理される。

他の重要な素子、たとえば現金貸出しまだは支出の額等
については秘密を要せず、変更ｔ′ｃ対する保護のみが
必要である。したがって暗号の代りに「メツセージ認証
」と呼ばれるよく知られた暗号書記法が使用される。こ
の方法は目的点（中間点または最終点）に伝達されるべ
きメツセージ中に保護されたデータ素子と共に含められ
る「メツセージ認証コード（ＭＡＯ月を生ずる順列的暗
号式計算中に各重要データ素子を使用する。

目的地ではその同一のデータ素子にＭＡＣ計算処理が反
復される。交換ネットワークを通して−これらの素子の
任意の一つまたは一組が伝達中に変更されると、生じた
ＭＡＧコードは確かな確率をもって、受付けられたＭＡ
Ｏコードとは同一にならず、虚偽の可能性のためメツセ
ージが拒否される。

交換暗号化−解読処理が実働するためには、データ保護
の標準が使用されなければならない。米国ではアメリカ
銀行協会（ＡＢＡ　）銀行カード標準委員会およびアメ
リカ国民標準院（ＡＮＳＩ）がこの種の安全確保の基準
として米国政府国家標準局（胚）により発行された標準
を採用している。この標準局の案を笥単に述べ、ここに
参考とする。該案の素子はデータ暗号化標準（ＤＥＳ）
算法と呼ばれる算法と秘密キーとを含む。ＤＫＳは出版
されている、かつ誰にも知られている一組の複雑な数学
的変換であり、悪用される可能性がある。秘密キーはシ
ステム参加利用者にのみ知られた６４ビツトのデータか
ら成Ｊ１出版された算法の使用を効果的かつ安全にさせ
る。

ＤＥＳ算法は「可逆性」を有する。子なわちＤＥＳ算法
および秘密キーは入力データを保護するため暗号化する
のに使用される。これらはまた暗号化処理で使用された
同一キーにより保護されたデータをその原形に「解読」
、すなわち戻すのにも使用し得る。６４ビツトキーは暗
号化システムの安全性を確立する。入力は任意の所望の
６４ビツトのデータ組合せでよい。命令と共にＤＫＳは
入力に１６の複雑な変換を受けさせて出力しンスタに発
生された６４ビツトの「符丁文」を与える。符丁文とは
文が符丁化されており読取ゆまたは計Ｗ機使用の解析が
試みられても不可解であるととを意味する。

キーを習得することから起こり得る悪用を防とされる限
り、通常の現金貸出しまたは支出は一般に安全であると
考えられる。解析的にこのシステムを攻撃する公知の方
法はない。公知の入力／出力対についてすべての可能な
（約）　７２［］００，０００，０００，０００，００
０個のキーを順次試みることによりキーを解くことは近
い将来に可能であるとは思われない。一つ以上の暗号化
処理と対応のキーを併せて使用すると逐次的試験を最高
速の計算機により処理しても数百万年を要するであろう
から、そのような攻撃を完全に不成功に終らせる。

上述したようにＤＦｆＳ算法は１６の１６進法文字（０
ないし９およびＡないしＦ）として解釈し得る６４ビツ
トからなる。ＤＢＳ処理に基づく任意のシステムの安全
確保は、キー発生およびキー給配の統一性のみならずシ
ステムに対して設立された人間関係管理および作動手順
にも依存する。この型式のシステムに使用されるキーが
多数存在するが、ここでの検討に重要性を持つそのよう
なキーのうちの二つの型式はデータ暗号化キーすなわち
時限キーとキー暗号化キーすなわちマスターキーとであ
る。

時限キーは一取引の期間の間のみに使用される一時キー
である。何等かの方法によって時限キーは送信者から受
信者に送られ、かつ取引の送達と取引の暗号化に使用さ
れた特定の時限キーを受信者に送付することとが伴わな
ければならない。受信者への告知方法の如何に拘らず、
マスターキーを用いて暗号化による伝達処理が行なわれ
ている期間中はその時限キーを保護しなければならない
。

時限キーは一取引の間のみ使用されるので、妥協せねば
なら力い条件が減少する。しかし暗号化キーまたはマス
ターキーは時限キーを暗号化してこれを通常のデータ通
信線で伝達し、または主データプロセッサ内に記憶して
おく。これらのマスターキーは他の種のキーに通常使用
されるよりはるかに安全に、発生され、給配され、使用
されなければならない。これらのキーが取扱われる安全
確保の程度が高いので、マスターキーは代表的な場合、
何ケ月にも及ぶ長期間使用される。

いろいろの受付者と発行者との間の取引申込みおよび応
答を取次いだり整合した９するために多数の受付者およ
び多数の発行者を含む広域ネットワークではスイッチス
テーション（「ネットワークスイッチ」）が使用される
。そのようなシステムでは特別の、ネットワークメツセ
ージ中に含めて時限キーを別送するのは経済的【τ実現
性が乏しい。

また時間的条件も別送を制限する。

したがってそのような出納／引出機ネットワークの作動
法に直面する問題は暗号化および解読処理によって取引
データに対して最大限可能な安全性を与えること、およ
びこれらの処理を行うに必要なキーを安全に、効率的に
、かつ経済的に記憶し、引出し、かつ伝達することであ
る。

増引源端末器と複数の口座に対する口座情報を記憶する
目的地（発行者）データプロセッサとを有する型式の交
換取引実行システムであって、複数の受付ステーション
が各々一つ以上の取引端末機に接続されており、かつ少
くとも一つのネットワークスイッチが受付ステーション
と発行者ステーションの間に接続されているシステムの
作動法で直面される上述の問題は以下に述べる段階を遂
行することによって解決される。取引情報および個人同
定番号（ＰＩＮｃ　）は取引端末機における利用者から
受信される。第一のマスターキーにより暗号化された第
一の時限キーが端末機メモリがら検索されて、かつその
メモリ内にやはり記憶されている第一マスターキーによ
り解読される。好ましい実施例においては、番号（Ｐ工
Ｎｄ）は第一時限キー（ＫＳｌ）を以って暗号化され、
暗号化済み番号（ＰＩＮｅｌ）は取引データの選択され
た素子に連結される。連結されたデ・−夕は任意的に特
定された手順にしたがって第一時限キーにより処理され
、第一のメツセージ認定コード（ＭＡＯｌ）を形成する
。

暗号化された番号（ＰＩＮｃ）、コード（ＭＡＣｌ）、
および他の取引データから成るネットワーク／交換申込
メツセージが取引端末機からその端末機に接続された受
付ステーションに伝達される。

受付金融機関はその同一の時限キーを第二のマスターキ
ーで暗号化して、これと共にメツセージをネットワーク
スイッチに再伝達する。第二マスターキーはその特定の
受付者が使用するための解読素子としてネットワークス
イッチに記憶されている。ネットワークスイッチはその
申込がいずれの発行者に対するものであるかを決定した
後に、ネットワークスイッチが第二マスターキー暗号か
ら第三マスターキー暗号へと翻訳した時限キーと共に発
行者にそのメツセージを再伝達する。第三マスターキー
はその特定の発行者が利用するための符号素子としてネ
ットワークに記憶されている。

発行者において時限キーが第三マスターキーにより解読
され、番号（ＰＩＮｃ）は時限キーにより解読される。

コード（ＭＡＣｌ）は暗号化された番号（ＰＩ１”（１
）％選択されたデータ素子、および時限キーによって再
計算がなされ、受信されたコード（ＭＡＣｌ）Ｋよって
検証される。発行者のデータプロセッサ内のデータ（−
スは、その後取引データ内に特定された口座について呼
出され１番号（ＰＩ）！ｃ’）はその口座に対するデー
タベース内に記憶された対応の番号（ＰＩＮ）と比較検
証される。

発行者のデータプロセッサにおいては番号（ＰＩＮｃ）
およびコード（ＭＡＯｌ）が検証された後、かつ利用者
の番号（ｐｒＮ）に対する口座残高が適正であるか検査
された後、認定コードが発生され、申込まれた取引を認
定するかあるいは拒否する。第二メツセージ認定コール
　（ＭＡＯ２）が時限キーを用いて計算される。認定コ
ード２よびコード（ＭＡＣ２）は、その後応答メツセー
ジに含められてネットワークスイッチを経て受付者、に
伝達し戻される。

ここにさらに詳細に説明するように、元の取引端末機す
なわち出納／引出機に連絡されるべきその応答メツセー
ジには第二の暗号化済み時限キーが付加される。その端
末機においては第一時限キーを用いてコード（ＭＡＣ２
）が再計算され再検証が行なわれる。コード（ＭＡＣ２
）が適正であると検証されたと仮定すると取引端末機は
認定コードを実行し、取引端末機利用者に応答する。

本発明の好ましい実施例においては受付者は定期的に、
複数の時限キーを発生し、かつ暗号化されたマスターキ
一対中に記録する。各対のキーは第一のマスターキーの
中と第二のマスターキーの中に暗号化されている。主デ
ータプロセッサからの各返信メツセージと共に第一マス
ターキー中に暗号化されている新たな、すなわち第二の
時限キーが返信メツセージに付加される。４！引端末機
において、この第二時限キーは取引の完了時に第一時限
キーにとって代り、次回の取引に使用されるべく記憶さ
れる。

端末機から受信された各取引申込メツセージについて受
付者はネットワークスイッチに対し改変されたメツセー
ジを中継する。端末機の同定番号を追跡することにより
受付者も取引端末機にて番号（ＰＩＮｃ　）の暗号化に
使用されたその同一の時限キーの第二マスターキー暗号
を記憶装置から検索することができる。受付者はその後
、前者の方のキーすなわち第二マス、ターキー中に暗号
化されている時限キーを上述したようにネットワークス
イッチに伝達する。

他の型式の暗号化と対照的に、エンドツーエンド暗号シ
ステムの顕著な利点の−っは、同一の取引に対してさえ
もすべての暗号化済みデータおよびコード（ＭＡＣ）が
異なる、ということを一時時限キーが保証する、という
ことである。したがって、データの代入１番号（Ｐ工Ｎ
）の代入、およびメツセージの中継悪用という形式の攻
撃が防止される。

また統計的な解析を行なう形式の攻撃に対して一層の安
全が与えられる能力がある。これらの時限キーを安全か
つ効率的に給配できる容易さと経済性が、本発明のエン
ドツーエンド暗号システムの主なる利点である。特別の
キー条件あるいはキー伝達メツセージは必要でない。も
う一つの顕著な利点はシステムが重要データの暗号化お
よび解読の必要性およびすべての中間接続点におけるＭ
ＡＯの再計算を要しない点である。したがって、内部者
による知能的攻撃に対する潜在的弱さが減少され、メツ
セージ処理と計算時間とに関する必要条件が最小化され
、また受付者の施發におけるオンライン安全確保処理に
対する必要条件も怜去され、その結果、特別の「安全確
保モジュール」周辺装置を持つ必要が受付者に無くなる
。

他のそれ程好ましくない実施例ではＭＡＯコードの特徴
を省略し得るが取引に対する安全性の程度が応分に減少
する、効率と拡張性の点からは安全確保モ：）息−ルの呼出回
数は本システムでは一取引当りただ２回であり、連鎖式
暗号化システムで５回であるのと対照的である。安全確
保モジュールの呼出しとは、′暗号化かつまたは解読化
処理が安全に実行され得る安全なハードウェア／ソフト
ウェアユニットの呼出しのことである。そのような任意
の呼出しは著しいプログラムとプロセッサ時間を必要と
する。

本題のエンドツーエンドシステムにおいては約１５実時
間の暗号化かつまたは解読サイクルのみが一取引当り必
要なだけであり、連鎖式暗号型システムの約５６実時間
に対して対照的である。エンドツーエンドシステムの相
対的効率は、最大の安全を得るため二重キー暗号化を用
いるとする場合にはかなり増大する。

したがって本発明の目的は、多数の取引端末機から多数
の目的データプロセッサのうちの選択されたものの一つ
に対し、システムキーの効果的かつ経済的な管理と重要
データ素子を暗号化した形で伝達することを可能にする
取引実行システムにおいてデータはいかなる中間ステー
ションにおいても明確な内容に解読されない実行システ
ムの作動法を与えることである。

本発明のさらに別の目的はネットワークの容易な設立拡
大を可能にする取引実仔システム作動法およびその装置
を与えることである。

本発明の前述のもののみならず曲の目的、特徴、および
利点は本発明のいくつかの好ましい実施例に関する以下
の詳細な説明を、添付の図面と併せて考察すれば直ちに
了解されよう。

第１図を参照する。本発明の取引実行システムは複数の
受付者ステーション（１２）を含み、各ステーションに
連合された複数の個別取引端末機（１０）を各ステーシ
ョンが有する。受付者ステーション（１２）はネットワ
ーク（１６）を介して特定の発行者（２０）たとえば取
引端末機にいる利用者の金融機関と交信状態に入ること
が出来る。

動作中は、自動出納（ＡＴＭ）機または現金引出（ＣＤ
）機などである取引端末機（１０）がプラスチックカー
ド上の磁気ストリップとキーボードとの組合せにより入
力し得る個人同定番号（Ｐ工Ｎｃ　）金額、主口座番号
（ＰＡＭ）　、サービスコード等の利用者から与えられ
る取引情報を受信する。取引端末機（１０）は交換ネッ
トワークに潜在する発行者により発行される番号（Ｐ工
Ｎ）を同定した後、それの電子メモリから時限キーを取
出す。このキーは第一のマスターキー内に暗号化されで
ある。この時限キーは第一マスターキーを用いて解読さ
れ、個人同定番号（Ｐ工Ｎｃ）は時限キーおよび上述し
たデータ解読標準算法を用いて解読される。この暗号化
／解読法は、昭和５０年１月１５日版連邦情報処理標準
出版局発行のデータ暗号化標準（Ｆ工ＰＳ　ＰＵＢ　４
６　）にさらに詳細に述べられており、これを参考とし
てここに引用する。この暗号化／解読算法が好ましいが
、同じ性質を有した他の同様の算法を他の実施例で使用
することもできる。

取引端末機〔１０）はその後、時限キーを用いて重要デ
ータ上の第一のメツセージ認定コード（転）１）を計算
する。メツセージを取引端末機から交換ネットワークを
経て発行者に伝達する間、番号（ＰＩＮＣ）のような一
定のデータ素子のみを暗号化して秘密に保てばよい。取
引金額のような他の素子は、一般にネットワーク中継点
での処理および記録について明文の形にしておいてよい
。これらの明文メソセージはメツセージ認定コード（Ｍ
ＡＣり中に含めることにより保護することもできる。

本発明では第１３図を引用して以下に詳述する方法によ
ってメツセージ発生地にてコード（ＭＡＯ）が計算され
る。

ここでの目的上、ＭＡＯ計算の入力はＭＡＣコード保護
が必要とされるすべての重要データ素子を連結すること
によって、発生されるということを承知しておけばよい
。ＤＫＳを時限キーと併用することによって連結された
データは一時に１７ｚイト（６４ビツト）の状態でＭＡ
Ｃ計算計算サイクルジーケンス中に入力される。最終Ｄ
ＥＳ符丁出力は標準の長さ、この例では６ノｚイトに短
縮される。この３バイトの数値はコード（ＭＡＣりを構
成する。短縮された長さは安全性に不当な犠牲を与える
ことなくメツセージの長さを最短にするために使用され
る。

このコード（ＭＡＣ）はメツセージに含まれており、同
一の時限キーおよび入力データ素子を伴ってコ−ド（Ｍ
ＡＯ）が再計算される目的地に伝達される。

二つのコード（ＭＡＣ）の数値が等しければ、これらの
データ素子が変更されているという可能性は実質的にま
ったく無く、シたがって所望のメツセージ認証が与えら
れる。二つの数値が等しくなければメツセージの統一性
が疑われてメツセージ発信者に対し予め指定された手順
を開始することが出来るようにその旨告知される。その
ような手順は代表的な場合、メツセージの再発生および
再伝達を含む。複数回のＭＡＯ検査不合格があるとその
番号（Ｐ工Ｎ）または番号（ＰＡＭ）についてのその後
のいかなる取引も受理拒否する等、何等かの形の行動が
とられる。

取引端末機（１０）は関連の受付者（１２）に、暗号化
された番号（Ｐ工Ｎａ）、コード（ＭＡＯｌ）および他
の取引データを含むメツセージを送る。いくつかの実施
例では取引端末機は受付者（１２）に接続された制御器
のもとに実際に作動される。この場合、データは制御器
によって受付者の主プロセツサに中継される。

この取引データは代表的な場合、主口座番号（ＰＡＮ）
　ｓ　日時、取引番号、取引端末機の端末機同定番号、
および他の付随情報を含む。

そのデータはその特定の取引端末機に接続された受付者
ステーション（１２）にて受承される。ステーション（
１２）ば代表的な場合、取引端末機（１０）を制御する
金融機関の本部または支店のいずれかに置かれよう。受
付者ステーション（１２）に対して、安全確保モジュー
ル（１４）を連合し得る。安全確保モジュールは未許可
な物理的および電子的呼出しを出来る限り実現不可能に
するための防止策を施こされたステーション内安全施設
である。安全確保モジュール（１４）内で、マスターキ
ーにより暗号化された複数の時限キ一対がパッチ発生さ
れる。

各暗号対の時限キーは第一のマスターキーおよび第二の
マスターキー内に暗号化されている。複数の暗号化済み
時限キーすなわちｅ（ＫＭｌ）（ＫＳｌ、　ＫＯ２、Ｋ
Ｏ３・・ＫＳｎ）およびｅＣＫＭ２　：］（ＫＳ１、［
８２、Ｋ８３−に８ｎ）は受付者の主プロセツサ内のメ
モリに記憶されるべく出力される。

いくつかの実施例では安全確保モジュールは省略され、
また時限キーは主プロセツサによって業務時間外に特別
の安全予防策のもとて簡単に発生され、暗号化され、記
憶される。

受付者（１２）が取引端末機（１ｏ）からの伝達を受信
すると、受付者がその主プロセツサメモリから第二マス
ターキー暗号化時限キー（θ［ＫＭ２　）（ＫＳｎ＋）
　）を呼出すことが出来るようにさせる問合せの開設を
なしり取引端末機を、受付者が同定する。この時限キー
はピーアイエヌシーを暗号化しエムニーシー１を計算す
るために取引端末機（１ｏ）によって使用された第一マ
スターキー内暗号時限キー（ｅ［ＫＭｌ　］（ＫＳｎ）
）と対をなす。暗号化済み番号（Ｐ工Ｎｄ）　、コード
（ＭＡＣ！１）、および他の吹引データを含むメツセー
ジはデータ通信線（１５）を介してネットワークスイッ
チステーション（１６）に伝達される。その伝達には回
復された第二マスターキー内暗号時限キー　（ｅ［ＫＭ
２］（ＫＳｎ））が付加される。

ネットワークスイッチ（１６）は複数の受付者および複
数の発行者の間の取引を処理する。いくつかのシステム
ではスイッチ（１６）はまた二つのネットワーク間の通
信を行なう。その場合にはそれは第二のシステムのネッ
トワークスイッチと結合する。

そのようなネットワークスイッチはネットワークを構成
している受付者および発行者に地理的に便利であるよう
に配置し得よう。

ネットワークスイッチ（１６）Ｆｉそのネットワークに
連合された安全確保モジュール（１８）を有する。

このネットワークスイッチは送信者または受付者の金融
機関ステーション（１２）を同定し、その銀行用の安全
確保モジュールで暗号化した第二マスターキー（安全確
保モジュール暗号第二マスターキー）のロケーションを
探し、主口座番号からそのメツセージがどの発行者（２
０）に意図されているかを決定し、かつその発行者用の
適切な安全確保モジュール暗号第三マスターキーのロケ
ーションを探す。安全確保モジュール（１８）はこれら
マスターキーを解読し、その後第二マスターキーを以っ
て時限キーを解読しかつそれを第三マスターキー内に再
暗号化する。ネットワークステー７ヨン（１６）はデー
タ通信線（１９）を介して指定の発行者に対して第三マ
スターキー暗号化時限キー（θ［：ＫＭ３　ＸＫＳ、）
’）を含むメツセージを再伝達する。

発行者（２０）　Ｆｉ主データプロセッサおよびデータ
ば一ス（２２）を含む。発行者はまた安全確保モジュー
ル（２４）を有する。発行者（２ｏ）はネットワークス
イッチステーション（１６）からの暗号化済みメツセー
ジを受信する。安全確保モジュール（２４）内では発行
者は第三マスターキーを一使用して時限キーを解読し、
その解読された時限キーを用いて番号（ｐＨｌｃ　）を
解読する。さらにその時限キーを用いて発行者はコード
（ＭＡＯｌ）を再計算し、かつ検証する。番号（ＰＡＮ
）　、すなわち主口座番号を用いて発行者はその番号（
ＰＡＮ）　Ｋ連合された番号（ＰＩＮ）ヲデータベース
（２２）から回収する。この番号（ＰＩＮ）は代表的な
場合、データ（−スキー中に暗号化されている。利用者
が入力した番号（Ｐ工Ｎｃ）もその後、データ（−スキ
ー中に暗号化され、両者は利用者の入力した番号（Ｐ工
Ｎｃ）の検証のため、−比較される。

発行者（２０）はそれから（を引の）「許可」または「
拒否」等の認定コードを特定し、また返信メソセージ増
発生する。時限キーを使用して第二のメツセージ認定コ
ード（ＭＡＣ２）が計算される。コード（ＭＡＣ！２）
を含むこの返信メツセージはネットワークスイッチ（１
６）および受付者（１２）を通過して取引端末機（１０
）に戻る。

ネットワークスイッチステーション（１６）は返信メツ
セージおよびコード（Ｍｋ０２　）を受付者（１２）に
送達することのみを行なう。受付者（１２）はコード（
ＭＡＣ２）を含む返信メツセージを受信し、開設取引端
末機（１０）を同定し、第一マスターキー中に暗号化さ
れている次回用時限キーを検索し、その特定の端末機（
１０）により次回の取引に使用するだめ、応答メツセー
ジにそのキーを付加する。メツセージ全体がその後、取
引端末機（１０）に送達される。

取引端末機（１０）はコード（ＭＡＣ２）および新たな
第一マスターキー内暗号時限キーを含む開設申込に対す
る応答を受信する。端末機（１０）は元の時限キーを用
いてコード（ＭＡＯ２）を計算し、これを検証する。端
末機（１０）はまた利用者によってなされた現金貸出し
または支出の申込みの許可または拒否の決定をするため
の認定コードを解釈し、かつ適当な行動を起こす。端末
機（１ｏ）は最後に古い時限キーを新たな第一マスター
キー内暗号時限キーで置換し、それを電子記憶装置に記
憶する。

ここでマスターキーは代表的な場合、二重制御の下に発
生されるということに注目されたい。各保安係員は他の
保安係員のなした入力を知らず、また通常、一つのマス
ターキーがデータ処理技術当業者によく知られた排他的
ＯＲ論理処理によって発生される。

ここで特に第２図および第３図を参照して取引端末機（
１０）をさらに詳しく説明する。またそれが受承された
申込みをいかに処理するかを説明する。

取引端末機（１０）はいろいろの形態を取ることが出来
る。そのような端末機は市販されており、当業者にはよ
く知られているので、詳しい説明はしない。そのような
端末機の一例として米国特許第３．９５６，６１５号を
参照されたい。

取引端末機の中心部には多数の周辺装置を備えたマイク
ロプロセッサま−たけミニプロセッサ（２６）がある。

これらの周辺装置の中にはキーボード（２８）、　表示
器（３０）％通信インターフェースモジュール（３２）
、メモリ（３４）、支払い機（３６）、印字機（３Ｂ）
。

７−　夕記録メモリユニット（４０）、およびカート読
取器（４２）がある。これらの周辺装置はすべてプロセ
ッサ（２６）に入力を与えるかまたはその制御のもとに
演算を遂行するかのいずれかを行なう。

キーボード（２８）は複数の入力スイッチキー（４４）
および複数の機能キー（４６）を有する。キー（４４）
は取引端末機利用者が利用者の個人同定番号（ＰＩＮＣ
）、金額等を入力するのを可能にする。機能キー（４６
）は取引端末利用者が機能形態すなわち「当座預金から
の引出し」、「増消し」、「記入ｊ等、を指示するのを
可能にする。

表示器（３０）は陰極線管表示器、発光ダイオード表示
器、または液晶表示器等の形式のものでよい。

表示器は取引端末機利用者に即答を与え、力）つプロセ
ッサ（２６）の制御のもとに他の一般的情報および命令
を表示する。通信インターフェース（３２）はデータ通
信線（１１）を介して受付者（１２）にプロセッサを接
続する。取引端末機（１０）と受付者（１２）との間に
直接の連絡が維持されている場合には、この通信インタ
ーフェースは比較的単純である。しかし端末機が受付者
から遠隔地にあり、その結合が通常のデータ通信線をい
くつか経ているときは、イ・ンターフエ；ス（３２）は
モーデム（変調／復調器）を含むこととなろう。

メモリ（３４）は、プロセッサ（２６）から与えられた
情報を記憶し、かつそれをメモＩＪ（３４）に与える固
体またはコア状のメモリを含む。メモリ（３４）はまた
プロセッサ（２６）と、暗号化キーと、取引端末機（１
０）の機能を遂行するための処理に要する他の情報とに
対する命令プログラムを記憶する。プログラム可能な読
取専用メモリ（ＦＲＯＭ　）がこれら後者の機能用に使
用されることが通例である。

支払機（３６）は現金、旅行小切手等をプロセッサ（２
６）の制御のもとに支払う。印字機（３８）は領収書、
聴取情報等をプロセッサ（２６）の制御のもとに印刷す
る。

データ記録メモリユニット（４０）はテープまたはディ
スケットのいずれかを含み、基本的には取引端末機（１
０）の嘔引情報を記録する。とのデータは銀行側の記録
保持機能のために使用される。

カード読取器（４２）は取引端末機利用者のカード上に
暗号化されたデータを検出する。これらのデータは代表
的な場合、磁気的又は光学的に符号化されている。しか
し将来、さらに複雑化された実施例ではカード読取器は
いわゆる「スマートカード」というそれ自体のマイクロ
プロセッサを実際に組込んでいるカードと連結し得る。

ここで特に第６図を参照して取引端末機の作動を説明す
る。利用者のカード（４８）はカード読取器（４２）中
に入れられ、そこで主口座番号（ＰＡＭ）およびカード
有効期限等の確認情報がカード読取器（４２）から段（
５０）　（５２）にて読取られ、プロセッサ（２６）中
に入力される。番号（ＰＡＮ）の初めの数桁側たけ他の
、金融機関の指標）からプロセッサ（２６）は赳ころう
としている取引が受付者の金融機関に関するものか、受
付機関が地域的契約を結んでいる他の地方機関に関する
ものか、あるいは交換ネットワークに関するものである
か、を決定する。

プロセッサ（２６）は初め、メモリ（６４）内の表を探
査し、その番号（ＰＡＮ）が第一の金融機関か、第二の
金融機関か、あるいはそれが地域的契約を結んでいる他
の複数の金融機関に対応するものか、を決定する。もし
もプロセッサがこれらの金融機関と番号（ＰＡＮ）の初
めの数桁との間に一致が見出せなければ、プロセッサ（
２６）はそれが交換取引であろうと結論する。プロセッ
サはその後、さらに限定された組の桁、たとえば第−桁
を検査する。その第−桁は特定の交換ネットワークの場
合だがａ４であったとしよう。プロセッサがその４との
一致が得られれば他のすべての桁の如何に拘らず、プロ
セッサ（２６）はこれが交換取引の可能性があると結論
する。

プロセッサは、その後、交換ネットワークデータを扱っ
ているメモリ（３４）の当該部分と連絡する。

このデータは一意的に暗号化された符丁キーを含み、こ
のキーは上に述べた時限キー、暗号形式情報、ＰＩＮ暗
号フォーマットデータ、および充填文字に対応する。メ
モリ（３４）の他のロケーションからプロセッサ（２６
）はマスターキー（ＫＭｌ）を引出し、また暗号化され
た時限キーを解読算法（５４）によって解読して交換時
限キー（ＫＳｎ）を発生する。時限キーは説明上、ここ
では一般的にＫＳｎと示しているが、ｎは任意の整数で
あることは明白である。

ＫＳｎは暗号化（ＤＥＳ）算法（５６）のキー人力に与
えられる。処理段（５４）　（５６）は算法として説明
されているが、それらは図ではこれらの手続きがプロセ
ッサ（２６）内のソフトウェアプログラムにより遂行さ
れ得ることを示すためにブロック型式に示されているこ
とに注意されたい。他の実施例ではＤＫＳサイクルは離
散的な集積回路チップ上に具備し得る。

プロセッサ（２６）はまた、暗号形式およびフォーマッ
ト仕様（５８）を与えて暗号化算法（５６）に基づき時
限キー（Ｋｓｎ）により暗号化されるべきデータ（６０
）のフォーマットを制御する。他のデータ入力ブロック
（６０）は通例４ないし１２桁であるキーボードからの
個人同定番号（Ｐ工Ｎｃ）と、Ｐ工Ｎ桁数を計数する長
さ計数器（６１）から導かれたＰＩＮ長さ店である。す
べての場合、ブロック（６０）は６４ビツトのデータを
含み、またＰＩＮ長さおよび交換ネットワーク仕様に応
じて必要な充填文字を含むことが出来る。

この６４ビツトのデータブロック（６０）はその後デー
タが時限キー（ｘｓｎ）により暗号化されるＤＢＳ暗号
算法に送られる。説明の目的上、暗号化されたデータは
単に暗号イヒ済みＰＩＮ（ｓｆ：ＫＳｎ〕、（ＰＩＮ。

））と呼ぶ。ｅ［ｓｎ］（ＰＩＮ。）は第１３図に関連
してより詳細に述べるＭＡＯ計算プログラム（６２）に
送られる。

またＭＡＯ計算ブロックに送られる信号に時限キー（Ｋ
Ｓｎ）、段（５０）からの番号（ＰＡＮ）、段（５２）
からの確認情報、プロセッサ（２６）から導出された取
引番号（ＴＮ）、および取引に関する日時等の他のデー
タである。ＭＡＯ計算ブロック（６２）からの出力は代
表的な場合、２４ビツトの長さのメツセージ認定コード
（ＭＡＣＩ）である。

プロセッサ（２６）はヘッダを含む取引申込みメツセー
ジ（６４）を形成する。このヘッダは端末機同定データ
（Ｔより）０番号ｅ［：Ｋｓｎ〕（ＰＩＮｃ）　、コー
ド（ＭＡＯ１）および他の暗号化されない情報を含んで
いる。この取引申込メツセージ（６４）は通信インター
フェース（３２）を通過させられて段（６５）にて受付
者（１２）に伝達される。

ここで特に第４図および第５図を参照して受付者ステー
ション（１２）が主プロセツサ（６６）を含む様子を例
示する。この主プロセツサは、操作キーボード（６８）
または他のデータ入角装置、メモリ（７ｏ）、テープ機
（７２）　、および操作表示器（７４）等の通常の周辺
装置を備えた大型コンピュータを含むことが出来る。キ
ーボード（６８）は、操作者によるシステム制御および
データ入力を可能にする。メモリ（７０）は簡単に上述
したように予め暗号化された時限キー、作業ファイル、
一般的データ、および命令プログラム等を記憶する。記
録テープ（７２）はプロセッサ（６６）によって処理さ
れた取引の記録保存データを記憶する。操作表示器は操
作者に対し一般的情報を提示しかつ特定の警告を示す。

動作中は取引申込みメツセージ（６４）はデータ通信線
（１１）を介して受付者ステーションの主プロセツサ（
６６）が取引端末機から受信する。端末機同定符号（Ｔ
より）はプロセッサにより段（７６）において申込みメ
ツセー：）（６４）のヘッダから抽出されて、たとえば
端末機ＴＩとして同定される。この同定符号（ＴＸ）は
主プロセツサ（６６）に与えられ、それをプロセッサ（
６６）がメモリ（７０）内の表（７８）を介して第二マ
スターキー、すなわちｅ（ＫＭ２）（ＫＳｎ）内に暗号
化された時限キーのロケーションを櫟すのに使用する。

この暗号化済み時限キーはキー（θＣＫＭ１〕（ＫＳｎ
）　）と共に以前に発生されてメモリに記憶され、かつ
端末機同定符号（ＴＸ）の見出しを付けられていたもの
である。ここにさらに詳述するようにキー（ｅ［ＫＭ１
］（ＫＳｎ））は以前の応答メツセージと共にＴＸと同
定された特定の取引端末機に伝達されたものである。

他の時限キー半対は特定の取引端末機の同定番号に従っ
てこのメモリ表（７８）中に記憶される。メモリ表（７
８）中には同じく、いろいろの発行者からの応答メツセ
ージにより他の端末機に指定される予定の未指定の暗号
化済み時限キーが記憶されている。これについては以下
でさらに詳しく説明する。キー（ｅ（ＫＭ２　：）＜Ｋ
Ｓｎ）　）は段（８０）にて主プロセツサ（６６）によ
り発生される取引追跡番号（ＴＴＮ）と共に取引申込メ
ツセージに付加される。この拡大された取引申込メツセ
ージは段（８３）にてデータ通信線（１５）を介してネ
ットワークスイッチに送達される。

取引追跡番号（ＴＴＮ’）はまた、符号ＴＸと共にメモ
ＩＪ（７０）内の能動取引衣（８１）に与えられる。こ
の表中ではつ引追跡番号および端末機同定番号が対とし
て記憶される。このことにより、返信メツセージが発行
者およびネットワークスイッチから受信される際にデー
タプロセッサ（６６）が取引をいずれの端末機に対する
ものかを適切に同定出来るようになる。

例示を簡単にするため、第５図の表（７８）中の予め暗
号化された時限キ一対は受付者ステーション（１２）に
より制御できる任意の端末器に対しても指定可能である
ものとして示しである。このことはそのような端末機は
すべて同一のマスターキー（Ｋｌｈ　）を有しなければ
ならないことを意味する。

システム全体により高い安全性を与えるため、好ましい
実施例は各端末機に異９たマスターキーを与える。この
ことは表（７８）が各端末機毎に予定された別個の区分
に分割されていることを必要とする。そのような各区分
における第一マスターキー内暗号時限キーはその特定の
端末機に対し一意的に定まるマスターキーで予め暗号化
されている。

しかしすべての対暗号（すべての第二マスターキー内暗
号時限キー）は当該受付者ステーションに連合された一
つの第二マスターキーで暗号化されている。このシステ
ムでは一つの端末機に対するマスターキーに関する妥協
が他のいかなる端末機から発生した取引に関する妥協に
もつながらない。

中位程度の安全性確保のためには表（７８）の区分を、
いくつかのマスターキーの一つを共用する小群の端末機
に指定することもできよう。

ネットワークスイッチ並グに第６図および第７図の説明
を続行す−る前に、受付者ステーション（１２）は一般
にまた発行者ステーションでもあり、したがって発行者
の作動についての説明でさらに明らかにされるように、
上に述べたすべての素子について二重の機能が可能であ
ることを注目されたい。

ここで特に第６図を参照する。ネットワークスイッチ（
１６）は主データプロセッサ（８４）並びに操作キーボ
ード（８６）、安全確保モジュール（１８）、メモリ（
９０）、記録テープ（９２）、および操作表示器（９４
）を含んだ周辺装置を含む。操作キーボード（８６）、
記録テープ（９２）　、および操作表示器（９４）は受
付者ステーションにおける対応の素子と同一形式の機能
を果す。すなわちそれらによって駐在操作員がデータ入
力、監視、および記録保持の機能を果すことが可能とな
る。メモリ（９ｏ）は他のネットワーク中継点に関する
暗号化されたマスターキー、能動ファイル、一般的デー
タ、およびプログラム等を含む。たとえば、このメモリ
はネットワークを呼出すことが予想される複数の受付者
に対するマスターキーと、複数の発行者に対するマスタ
ーキーと、交換が行なわれ得る他のネットワークの複数
のスイッチに対するマスターキーとを含み得る。

したがって上述したように各発行者は他の発行者のコー
ドキーを呼出すことは出来ず、ネットワークスイッチの
アドレス指定のだめの暗号符丁キーを有するにすぎ々い
。

安全確保モジュール（１８）の主なる目的は時限キーの
暗号翻訳、たとえばＫＭ２からＫＭｓへの翻訳、である
。これについては第７図を参照して詳述する。

特にここで第７図を参照する。拡大された取引申込メツ
セージはデータ通信線（１５）を通して受信され、プロ
セッサ（８４）によりその構成諸部分に分解される。ヘ
ッダから、主データプロセッサ（８４）が段（９６）で
受付者（１２）を同定した後、ネットワーク参加者のマ
スターキーのファイルを含むそのメモリュ、＝、ット（
９０）の番地を特定する。これらはすべて特別の安全確
保モジュールマスターキー（働）で暗号化されている。

特定の受付者ステーションに対する安全確保モジュール
暗号化マスターキー（ｅ　［ＫＳＭ］（ＫＭ２　）　）
は安全確保モジュール部分（１８）に転移されて安全確
保モジュールマスターキーにより段（９８）で解読され
る。拡大された増列申込メツセージ（８２）から取られ
たｅ［ＫＭ２〕（ＫＳｎ）は安全確保モジュール（１８
）に入力されて第二の解読段（１００）に送られる。そ
の際の解読キーは解読サイクル（９８）からの解読済み
第二マスターキー（ＫＭ２　）である。段（１００）の
出力は時限キー（Ｋｅｎ）である。キー（ｘｓｎ）は安
全確保モジュール（１８）内のさらに別のＤＦｉ８暗号
化サイクル（１０２）に送られる。

拡大された申込メツセージ（８４）の暗号化されていな
いメツセージ情報から、主プロセツサ（８４）は段（１
０４）でＰＡＮを抽出し、取引申込メツセージの目的ス
テーションすなわち取引利用者の特定発行者を同定する
。この発行者同定番号はその特定の発行者に対する適当
な安全確保モジュール暗号マスターキー（ｅ　［ＫＳＭ
）　（ＫＭｓ　）　）を主プロセツサ（８４）が選択す
ることを可能にする。このキーはその後、段（１０６）
で解読され、その結果生ずる第三のマスターキーがｓｉ
ａ化サイクル（１０２）用の暗号化キーとして与えられ
る。暗号化サイクル（１０２）の出力（θ［ＫＭｓ）　
（ＫＳｎ）　）は拡大された取引申込メツセ＝ジ中のキ
ー（８［ＫＭ２　〕（ＫＳｎ））に代入されて新たな拡
大取引申込メツセージ（１ｏ７）を形成する。メツセー
ジ（１０７）は段（１０９）にてデータ通信線（１９）
経由で目的ステーションすなわち発行者（２０）に送達
される。

ここで特に第８図を参照する。発行者（２０）は、操作
キーボード（１ｊＯ）、メモリ（１１２）、記録テープ
（１１４）　ｓ操作表示器（１１６）および好ましい実
施例の場合はさらに安全確保モジュール（２４）のよう
な周辺装置に接続された主データプロセッサ（１［］８
）を含む。プロセッサ（ｕ＋８）とメモリ（ｔ１２）は
−緒になって第１図に示すプロセッサ兼データベース（
２２）を構成する。操作キーボード（１１０）　、表示
器（１１６）％およびテープ（１１４）は受付者ステー
ションに関して上述した対応の装置と同一形式の機能を
果す。メモＩＪ　（１１２）はデータベースキーで暗号
化された各カード保持者ＰｌＮのファイルに対するデー
タ、および取引決定口座情報、一般的データ、実行プロ
グラム、作業ファイル等を保持する。上述したように通
例、発行者ステーション（２ｏ）はまた受付者ステーシ
ョンでもあり、したがってその構成は第４図に示すもの
と一般に同一である。

ここで特に第９図を参照して発行者ステーション（２０
）が取引申込みを処理して応答メツセージを発する作動
を説明する。

上に述べたように、発行者ステーションの好ましい実施
例は（すべての暗号処理用の）安全確保モジュール（２
４）を含む。しかし発行者関係の機能はすべて発行者自
体の顧客（カード保持者）に関するものであるので、発
行者システムに妥協を施したとしても他の金融機関の客
には何等の不利益を与えず、不利益は自社の客に対する
もののみである。したがって発行者は適当に物理的およ
び作動上の安全確保の実験をしてみて自己の主プロセツ
サをすべての暗号符丁機能用に安全に使用出来ると決定
することもち５、ろう。１〜たがって第９図の複雑さを
回避するため、特定の安全確保〜モジュールのなし得る
機能範囲は、第７図のネットワークに必要上水したよう
には示されていない。

第三マスターキー（ＫＭｓ）はＤＥＳ解読ルーチン（１
２２）　Ｋ対す本キーとしてメモリ内ロケーションから
与えられる。解読サイクル（１２２）に対する他の入力
は第三マスターキー内暗号時限キー（ｅ（ＫＭｓ）（Ｋ
ｅｎ））である。解読サイクルの出力はＭＡＯ計算サイ
クル（１２４）に対するキーとして与えられる時限キー
（ＫＳｎ）である。ＭＡＯ計算サイクル（１２４）に対
する主な入力は暗号番号（Ｐ工Ｎｃ）および暗号化され
ていないメツセージ情報であって、両者は拡大取引申込
メツセー：）（１０７）から導出される。ＭＡｃ計算サ
イクル（１２４）および取引申込メツセージ（１０７）
からの出力（ＭＡＣ！　１）は段（１２６）で相互に比
較され、データプロセッサ（１０８）がプログラムの残
りの部分を進めるべきか否かに関する命令信号を発する
。

プログラムを進行すべき場合を想定すると解読された時
限＊　−（ＫＳｎ）はＤＢＳ解読サイクル（１２８）に
対してキーとして与えられ、そこで取引申込メツセー）
　（１０７）がらの暗号ＰｌＮｃが解読される。

データプロセッサ（１０８）はメツセージ（１０７）の
ヘッダ中に含まれる番号（ＰＡＮ）から、その特定の番
号（ＰＡＮ）に対するデータベースキー（ＫＤＢ）中に
暗号化されている番号（Ｐｌ）を検索すべく段（１３０
）でメモＩＪ　（１１２）を呼出す。この暗号ＰｌＮは
その後ＰＩＮ検証決定段（１３２）に出力として使用さ
れる。

解読された番号（Ｐ工Ｎ。）は段（１３４）にてデータ
ベースキー（ＫＤＢ）を用いて解読されＰ工Ｎ検証段（
１３２）に対しもう一つの入力とじて使用される。次に
イエス／ノーの決定がなされ、認定決定段（１３４）に
対し入力として使用される。

データプロセッサ（１０８）は番号（ＰＡＮ）を用いて
その番号（ＰＡＮ）　Ｋついて許可が与えられるべきが
否を決定すべくメモ’Ｊ　（１１２）の増力決定データ
ベース部分（１３６）を呼出す。このイエス／ノー決定
はまた、認定決定段（１３４）に対する入力とじても使
われる。段（１３４）の正味の決定出力が認定コードの
指定に使用される。

段（１３８）で発生された認定コードは次に取引応答メ
ツセージ（１３９）の一部分となる。認定コードもまた
一つの入力として、他の選択された入力と共に第二のメ
ツセージ認証計算（ＭＡＣ２）段（１４２）に与えられ
る。時限キー（Ｋｅｎ）はＭＡｃ２計算段（１４２）に
対するキーとして使用される。コード（ｙｐ、ｃ２　）
はまた取引追跡番号（ＴＭ）およびヘッダと共に応答メ
ツセー：）（１３９）を構成する。この取引応答メツセ
ー：）（１３９）は次に段（１４４）にてネットワーク
スイッチに送達される。

ここで第１０図を参照するとネットワークスイッチ（１
６）の機能は段（１４５）にてメッセー：）（１３９）
のヘッダを単に変更すること、その結果、段（１４６）
にて特定の受付者ステーションに指向される変更メツセ
ージを生ずること、であることが了解されよう。

ここで特に第１１図を参照すると、取引応答メツセー”
　（１４０）を処理しかつそれを取引端末機に送達する
ことに関する受付者ステーション（１２）の作動が示さ
れている。取引追跡番号（ＴＴＮ）はプロセッサ（６６
）がこれを、申込開設をした特定の取引端末機の端末機
同定符号を能動取引ファイル（８１）中で調べるために
使用する。取引追跡番号に対応した端末機同定符号、た
とえばＴＸは、その後、端末機に伝達されるべき変更済
み取引応答メツセー）　（１４１）のヘッダ中に入れら
れる。その端末機同定符号はまたデータプロセッサ（６
６）によって固体のまたはコア状のメモリ表（７８）に
も入れられる。

端末機ＴＩには、以前に発生されたマスターキ一対によ
り暗号化゛された新たな時限キー（θ［ＫＭ１’）（Ｋ
８ｎ第３）およびｅ［ＫＭ２　］　（ＫＳｎ＋　ｓ　）
　）の対が指定される。この対の第二の新たなマスター
キー内暗号時限キー（ｅ［ＫＭ２〕（ＫＳｎ＋３））は
一時的に表（７８）中に残留し、第一のマスターキー内
暗号時限キー（ｅ［ＫＭ１］（ＫＳｎ＋ｓ））は取引応
答メツセー：）（１４１）に付加される。このメツセー
ジは次に段（１４Ｂ）にてＴＸ取引端末機（１０）に送
達される。

ここで特に第１２図を参照すると、取引端末機が取引応
答メツセージ（１４１）を処理する方法が示されている
。プロセッサ（２６）はそのメモ’Ｊ（３４）から時限
キー（ｔｃｓｎ）を抽出しそれをＭＡＣ２計算（１５０
）に対するキーとして使用する。ＭＡ０２計算（１５０
）に対する入力は取引応答メツセージから導出されるも
ので、認定コードその他の選択されたメツセージ情報を
含む。段（１５０）の出力は、　ＭＡＣ２認証段（１５
２）に対する一出力として使用される。段（１５２）の
他の入力は取引応答メツセージ（１４１）中に受承され
ているコー）’（ＭＡＣ２）である。両方のＭＡＣ２値
が同一であると仮定するとプロセッサは次に許可される
可能性ある取引に向けて処理の進行が許される。

次の処理段は取引番号を検証することである。

これを行なうためプロセッサ（２６）は、申込メツセー
ジに対して発生された取引番号（ＴＮ　）と取引応答メ
ツセー：）（１４１）からの返信取引番号（ＴＮ　）と
を、取引番号証明段（１５４）にて比較する。二つの番
号が仮定するとプロセッサ（２６）は前進するよう命令
される。

この後、取引端末プロセッサ（２６）は以前の時限キー
（ＫＳｎ　）を新たな時限キーたとえばＫＳｎ＋５で置
換し、次の取引申込メツセージの処理に備える。

これは段（１５６）で行われる。新たな時隔キーは取引
応答メツセージに付加されたことを思い起こされたい。

最後に取引端末機は取引応答メツセージ中゛に含まれた
認定コードを受け゛て取引機能を実行する。

これは段（１５８）で行なわれる。この段はたとえば現
金支払い、現金支払い拒否、顧客と事務員と出納員に対
し対応のメツセージを示すこと、並びに受付者／ＡＴＭ
の同定、日付、および取引の詳細を示す利用者用領収証
の印刷、等を含む。

ここで特に第１３図を参照すると、取引申込型式のメツ
セージに対して代表的なメツセージ認証コード（ＭＡＣ
）を計算するのに取られる段が示されている。

ＭＡＣ計算は、メツセージ型式、取引番号、番号（ＰＡ
Ｎ）　、暗号ＰＩＮ。、日付、時刻、他のデータおよび
６４ビツト群の最後を充填するだめのゼロ充填番号など
の一定のデータ（１６０）を結合することを含む。これ
らのデータのいくつかは英文字であり。

いくつかは数字であり、いくつかは１６進法形式で書か
れたものであってよい。たとえば例示したデータの最初
の３文字はメツセージ型式であり、通例、英数字形であ
り、次の３桁は取引番号であり、これらは通常、数字形
である。次はＰＡＮであって１６桁の数字データとそれ
に続く１６進法形の１６字暗号Ｐ工Ｎ。である。残りの
データはある程度、特定の交換環境条件または通信環境
条件に依存する。

データ（１６０）の最初の６４ビツト（１６２）は時限
キー（Ｋ８）をキーとするＤＢＳ暗号化サイクル（１６
４）に対する入力である。ＤＢＳサイクル（１６４）の
出力は符丁文（１６６）である。これは操作者（１６８
）が、第二の６４ビツトデータ（１７０）との排他的論
理和を取った結果である。排他的論理和機能（１６Ｂ）
の出力は再び時限キーをキーとする第二のＤＢＳサイク
ル（１７２）　Ｋ対する入力として使用される。ＤＢＳ
サイクル（１７２）の符丁文（１７４）はその後、次の
６４ビツトとの排他的論理和をとられ、この６４ビツト
データは次に再び時限キー（ＫＳ）により暗号化され、
という過程をくり返してＭＡＯ計算の最終段に至る。こ
の最終段においては最後のＮビット（１７６）と（６４
−Ｎ　）個のゼロ（−１７８）がその最後のＮビットと
の排他的論理和をとられて符丁文を発生し、最後のＤＫ
Ｓサイクル（１８２）において時限キー（ＫＳ　）によ
り暗号化される。Ｄ］ｉ１８サイクル（１８２）の出力
は６４ビツトの符丁文（１８４）である。この符丁文（
１８４）の最初の２４ビツトは２４ビツトコード（ＭＡ
（り（１８６）　テある。残りの４０ビツト（１８８）
は無視される。２４ピツ）　ＭＡＯを選択するのは任意
的理由によるものであり、コード（ＭＡＯ）が与え得る
安全性を著しく犠牲にすることな（ＭＡＯ伝達通信時間
を単に減少させんが為である。

ここで特に第１４図を参照してオンライン式エンドツー
エンド暗号化に先立って必要とされる受付者オフライン
パッチ機能のいくつかを例示する。

特に受付者バッチが時限キーを発生するための過程が示
されている。これらの段は受付者の一時的に安全確保さ
れた主データプロセッサ（６６）または安全確保モジュ
ール（１４）によって遂行されることを理解されたい。

段（１９０）において一連の乱数を発生する発生器が６
４ビツト数列を発生する。各６４ビツト数は６４ビツト
を構成している各バイトが奇パリティ−を有することを
保証するハＩＪティー設定段（１９２）を通過する。

ハリティ一段（１９２）の出力は将来の時限キーである
。段（１９６）では時限キーの各々が弱点キー（１９４
）の表と比較されて、いかなる弱点も拒否される。弱点
キーにはいくつかの型がある。その型の一つは自己重複
キーとして知られている。その型のキーではその同一の
キーで二度暗号化されたデータの流れは符丁文とはなら
ず、元の明文となる。二重キーとして知られるもう一つ
の弱点キーの型の場合は、二重キーの最初のものにより
暗号化されたデータは符丁文となるが、その後、二番目
の二重キーによって暗号化されるとその符丁文が符丁文
でなく元の明文を生ずる。さらにたとえばすべて０から
なる時限キーのごとく、技術的には弱点キーではないが
拒絶した方がよいいくつがの他の型のキーがある。

段（１９６）からの許可済み時限キーはそれぞれ段（１
９８）における端末機マスターキー（ＫＭｌ）と段（２
００）における交換スイッチマスターキー（ＫＭ２）と
の両方について暗号化される。段（１９８）　（２００
）は上に言及したＤＥＳサイクルである。段（２０２）
において、第一および第二のマスターキーについて暗号
化された時限キ一対は取引時にその以後のオンライン使
用に備えて受付者のメモＩＪ（７０）の表（７８）中に
記憶される。

本発明による取引実行システムのいろいろな構成を、本
発明の使用により利点が得られる方法を示す目的で述べ
たが、本発明はそれに限定されるものでないことを了解
されたい。したがって添付の特許請求の範囲内でなし得
る任意の改修変更、または等価な構成は本発明の範囲内
にあるものと考えられたい。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の取引実行ネットワークのブロック線図
であり、第２図は第１図に示した取引実行ネットワークに使用さ
れる取引端末機のブロック線図であり、第３図は利用者
が開設した取引申込を本取引端末機により処理する方法
の作動ブロック線図であり、第４図は第１図に示しだ取引実行ネットワークに使用さ
れる受付者ステーションのブロック線図であり、第５図は本取引端末機から送達されて来た取引申込が受
付者ステーションで受信されてネットワークステーショ
ンに回送される方法を示す作動ブロック線図であり、第６図は第１図に示した取引実行ネットワークに使用さ
れるネットワークスイッチステーションのブロック線図
であり、第７図は受付者ステーションからの取引申込がネットワ
ークスイッチステーションにより受信されて発行者ステ
ーションに回送される方法の作動ブロック線図であり、第８図は第１図に示した取引実行ネットワークに使用さ
れる発行者ステーションのブロック線図であり、第９図はネットワークスイッチにより送達された取引申
込が発行者により受信され、処理され、かつ応答メツセ
ージが発生される方法の作動ブロック線図であり、第１０図はネットワークスイッチが応答メツセージを受
付者ステーションに中継する方法の作動ブロック線図で
あり、第１１図は発行者の応答メツセージが受付者ステーショ
ンで処理されて開始取引端末機に中継される方法の作動
ブロック線図であり、第１２図はネットワークスイッチと受付者によって中継
された発行者からの取引応答メツセージが開始取引端末
機により処理される方法の作動ブロック線図であり、第１３図は本発明にしたがいメツセージ認証コード（Ｍ
ＡＯ）の計算を例示する作動流れ図であり、第１４図は
第４図に示した受台者ステーションがいかにして以後の
オンライン使用のために時限り線図である。取引端末機　　　　　　・・・１０発行者ステーション　　・・・２゜受付者ステーション　　・・・１２ネツトワークスイツチ　・・・１６安全確保モジユール　　・・・１４，１８．２４データ
ベース　　　　　・・・２２特許出願代理人弁理士　山　崎　　行　　造手　　続　　補　　正　　書　（自発）１．事件の表示昭和５７年特許願第１０８６４６号２、発明の名称エンドツーエンド暗号方法およびその装置３、補正をす
る者事件との関係　　出願人名　称　　ピザ・ニー・ニス・エイ・インコーホレーテ
ッド４、代理人昭和　　年　　月　　日

Claims

【特許請求の範囲】１０　　複数の取引端末機と、各々が一つ以上の別個の
取引端末機に連合された複数の受付者ステーションと、
複数の口座に対する口座情報を記憶するデータプロセッ
サをそれぞれに含む複数の発行者ステーションと、該受
付者を該発行者に通信可能に中継するネットワークスイ
ッチとを含むネットワーク／交換取引実行システムの作
動法であって、（ａｌ　　ネットワーク／交換取引情報および該取引端
末機の一つの利用者から送られる個人同定番号（ＰＩＮ
ｃ）を受信し、かつ同定し、該番号（ＰＩＮｃ　）を第
一の時限キー（ＫＳＩ）で暗号化し、該取引端末機に連
合された該受付者ステーションに対し暗号化済み該番号
（ＰＩＮｃ）と取引データとを含んだネットワーク／交
換申込メツセージを伝達する段階と、（ｂ）　　該連合
した受付者ステーションにおいて、該取引端末機からの
該ネットワーク／交換申込メツセージを受信し、かつ該
ネットワークスイッチに対し第二のマスターキー（ｅ［
ＫＭｚ］（Ｋ８Ｑ）中に暗号化された時限キーと併せて
該ネットワーク／交換申込メツセージを再伝達する段階
と、（Ｃ）　　該ネットワークスイッチにおいて該ネットワ
ーク／交換申込メツセージおよび該暗号化済み時限キー
を受信し、該時限キーを第三のマスターキー（ｅ〔ＫＭ
ｓ　）（Ｋ８　ｔ　）　）中に暗号化し、かつ該ネット
ワーク／交換申込メツセージ中のデータにより特定され
た特定の発行者に対して該ネットワーク／交換申込メツ
セージを該、第三マスターキー暗号時限キーと共に再伝
達する段階と、（ｄｉ　　該発行者ステーションにて該申込メツセージ
および暗号化済み時限キー（ｅ［ＫＭ３］（ＫＳす）を
受信し、該時限キーを解読し、該暗号ＰＩＮｃを解読し
、該取引データ中に特定された口座に対】るデータベー
スを呼出し、該番号（ＰＩＮｃ　）　ｌ、−その口座に
対するデータベース中に記憶されている対応番号（ＰＩ
Ｎ）と比較検証し、該取引データに呼応して認定コード
を特定し、かつ該ネットワークスイッチを介して該受付
者ステーションに対し該認定コードを含んだ返信メツセ
ージを伝達する段階と、ｔｅｌ　　該受付者ステーショ
ンにおいて該取引端末機に対し、返答メツセージを中継
する段階と、（ｆｌ　　該取引端機利用者に返答すべく
該認定コードを実行する段階とを含む方法。（２、特許請求の範１第［１１項に記載のネットワーク
／交換取引実行システム作動法にして、（ａｌ　　該取
引端末機にて該番号（ＰＩＮｃ）と該取引データの選択
された素子とを結合し、該結合されたデータおよび時限
キーを用いて第一のメツセージ認証コード（ＭＡＣＩ）
’）計算し、かつ該発行者ステーションに対するネット
ワークスイッチを介して中継されるべき受付者ステーシ
ョンにコード（ＭＡＣｌ　）　＠　ネットワーク／変換
申込メツセージの一部として伝達する６段階と、（ｂｌ　　該発行者ステーションにおいて同一の番号（
ＰＩＮｃ）と選択されたデータ素子、および解読済み時
限キーを利用してコード（ＭＡＣＩ）の再計算と検証を
行なった後に該時限キー（ＫＳ＋）を利用して返信メツ
セージに用いる第二のメツセージ認証コード（ＭＡＣ２
）を計算し、さらに該コード（ＭＡＣ２）９該受付者ス
テーションおよび該取引端末機に伝達する段階と、（Ｃ１該取引端末機にて該時限キーを利用してコート“
（ＭＡＣ２）の再計算と検証を行なう段階と、を含む方法。（３）　　特許請求の範囲第０）項またはｍ（２）項に
記載のネットワーク／交換取引実行システム作動法にし
てさらｌこ、該受付者ステーションにおいて複数の時限
キーを暗号対の形に発生し、暗号化し、記憶し、その際
それぞれのキーが第一のマスターキー中に一回、第二の
マスターキーに一回、暗号化されるようにし、さらに該
取引端末機に送信された各返信メツセージに別の第一マ
スターキー暗号化時限キーを付加し、かつ以後の取引に
使用すべくキ一対の他の第二マスターキー内暗号時限キ
ーを記憶する段階を含む方法。（４）特許請求の範囲第（３）項に記載のネットワーク
／交換取引実行システム作動法にしてさらに該取引端末
機にて新たな第一マスターキー内暗号時限キーの各々を
受信し力）つ記憶し、力）つ係属中の取引の終了時に以
前に受信したそのようなキーを捨てる段階を含む方法。（５）　　特許請求の範囲第（４２項Ｉこ記載のネット
ワーク−／交換取引実行システム作動法にしてさらに、
該受付者ステーションにて該取引端末機力）らのネット
ワーク／交換申込メツセージを受信し、番号（ＰＩＮｃ
）暗号化のため該取引端末機により使用された時限キー
に対応した第二マスターキー内暗号時限キーのロケーシ
ョンを記憶装置内に見出し、さらに該ネットワークスイ
ッチに該第二マスターキー内暗号時限キーを伝達する段
階を含む方法。（６）複数の口座についての口座情報を記憶するデータ
プロセッサを個別に各々が有する複数の発行者ステーシ
ョンと、ネットワーク／交換取引を含めた利用者の開設
した取引を入力処理および出力処理する複数の取引端末
機と、複数の個別取引端末機にそれぞれ接続された複数
の受付者ステーションと、該受付者ステーションを該発
行者ステーションに通信可能に相互接続するネットワー
クスイッチとを含むを武のネットワーク／交換取引実行
システムの作動法であって、（ａｊ　　受付者ステーシ
ョンにおいて複数の時限キーをバッチ発生しかつ記憶し
、その際各キーが第一のマスターキー中および第二のマ
スターキー中に暗号化されて時限キー暗号対を形成する
段階と、（ｂｌ　　該取引端末機において、利用者から取引デー
タおよび個人同定番号（ＰＩＮＣ）を受信し、前回のネ
ットワーク／交換取引の期間中に該受付者ステーション
から該取引端末機が受信した時限キー（ＫＳ凰）で該番
号（ＰＩＮｃ）を暗号化し、該番号（ＰＩＮｃ）および
取引データの遠近された素子を結合し、該結合したデー
ジ認証コード（ＭＡＣＩ）を計算し、さらに該暗号番号
（ＰＩＮ）と該コード（ＭＡＣＩ）と該取引データを含
むネットワーク／９．換申込メツセージを該受付者ステ
ーションに伝達する段階と、（ｃｌ　　該受付者ステーションにおいて、該取引端末
機からのネットワーク／交換申込メツセージを受信し、
該第二マスターキー中に暗号化されている暗号対の対応
時限キー（ＫＳ＋）ｙ］ロケーションを見出し、ざらに
そｎ＋該メツセージと共に該ネットワークスイッチに中
継する段階と、（ｄ）　　該ネットワークスイッチにおいて第二マスタ
ーキー内暗号から第三マスターキー中の暗号から該時限
キーを翻訳し、さらにそれを該ネットワーク／交換申込
メツセージ中のデータによって嗜足された特定の発行者
に対して該ネットワーク／交換申込メツセージと共に中
継する段階と、（ｅｌ　　該発行者において、該ネットワーク／交換申
込メツセージを受信し、該暗号化済み時限キー（ＫＳｓ
）を解読し、該解読済み時限キーを利用して該コード（
ＭＡＣ１、）を再計算して検証し、該ネットワーク／交
換申込メツセージ中のデータにより特定された口座に対
するデータベースを呼出し、該時限キー内暗号番号（Ｐ
ＩＮｃ）をデータベース暗号番号（ＰＩＮｃ）に翻訳し
かつそれを、該特定口座に連合させて該データベース中
に記憶されているデータベース暗号番号（ＰＩＮ）と、
比較検証し、その後認定コードを発生し、該時限キーを
用いて第二のメツセージ認証コード（ＭＡＣ２）を再計
算し、さらに該認定コードおよび該コード（ＭＡＣ２）
を含む応答メツセージを該ネットワークスイッチを介し
て該受付者ステーションに伝達する段階と、（ｆ）　　該受付者ステーションにおいて、該認定コー
ドおよび該コード（ＭＡＣ２）付き該応答メツセージを
受信し、新たな時限キー暗号対のうちの該第−マスター
キー内暗号時限キー（ｅ（ＫＭ＋　）（ＫＳｚ））’２
検索し、さらに該認定コード、該コード（ＭＡＣ２）お
よび該キー（ｅ（ＫＭｌ）（ＫＳ　２））ｆ　含ｂ　該
応答メツセージを該取引端末機に中継する段階と、（如
　該取引端末機において、該認定コード、該コード（Ｍ
ＡＣｚ）および該キー（ｅ　（ＫＭ　、　ｌ）（ＫＳｓ
））を含む該応答メツセージを受信し、前回の該時限キ
ー（ＫＳＩ）を用いて該コード（ＭＡＣｚ）を再計算し
て検証し、該取引を遂行すべく該認定コードを実行し、
さらに、古い暗号化済み時限キー（ｅ［ＫＭｔ］（ＫＳ
　ｌ））を新たな暗号化済み時限キー（ｅ　（ＫＭ　ｌ
）　（ＫＳ　２）　）で置換する段階とを含む方法。（７）複数の口座についての口座情報を記憶する主デー
タプロセッサをそれぞれに有する複数の発行者ステーシ
ョンと、複数の取引端末機と、各々が少くとも一つの別
個の取引端末機に接続されている複数の受付者ステーシ
ョンと、該受付者ステーションおよび該発行者ステーシ
ョア＋７）間に通信可能に相互接続されたネットワーク
スイッチステーションとを含む型の改良型のネットワー
ク／交換取引実行装置であって、さらに（ａｌ　　各取
引端末機において利用者からの取引データおよび個人同
定番号（ＰＩＮｃ　）を受信し、かつ第一の時限キー（
ＫＳｓ）で該番号（ＰＩＮＣ）を暗号化し、かつ該暗号
番号（ＰＩＮＣ）および取引データを含んだネットワー
ク／交換取引申込メツセージを該取引端末機に接続され
た該受付者ステーションに伝達する装置と、（ｂ）　　
該受付者ステーションにおいて該取引端末機からの該ネ
ットワーク／交換申込メツセージを受信し、かつ第二の
マスターキー（ｅ（ＫＭｚ〕（ＫＳ　＋　）　）中に暗
号化されている時限キーを含んだ該ネットワーク／交換
申込メツセージを該ネットワークスイッチに再伝達する
装置と、（ｃｌ　　該ネットワークスイッチにおいて該
ネットワーク／交換申込メツセージの取引データ中に特
定された特定の発行者ステーションに対し該ネットワー
ク／交換申込メツセージを再伝達し、かつ第二マスター
キー内暗号から第三のマスターキーｅ　［ＫＭ３　］　
（ＫＳ　ｌ　）中の暗号に該時限キーを再暗号化する装
置と、（ｄ）　　該発行者ステーションにおいて、暗号時限キ
ー（ｅ　（ＫＭｓ　）　（ＫＳ　ｒ　）　）　’ｅ含む
該ネットワーク／交換取引メツセージを受信し、かつ該
時限キーを解読し、かつ暗号番号（ＰＩＮｃ　）を解読
し、かつ該取引データ中に特定された口座に苅するデー
タベースを呼出し、かつ該口座のデータベース中に記憶
された対応の番号（ＰＩＮ）と番号（ＰＩＮｃ）とを比
較検証し、かつ該取引データに呼応して該認定コードを
特定し、かつ該受付者ステーションに対する中継用ネッ
トワークスイッチに該認定コードを伝達する装置と、（ｅｌ　　該受付者ステーションにおいて該認定コード
を該取引端末機に中継する装置と、（ｆ）　　該取引端末機において、該取引端末機に応答
すべく該認定コードを実行する装置とを含むネットワー
ク／交換取引実行装置。（８）特許請求の範囲第（７）項に記載の取引実行装置
ｌこしてさらに（ａｌ　　該番号（ＰＩＮ）および該取引データの選択
された素子を結合し、かつ該結合したデータと該時限キ
ー（ＫＳＩ）を利用して第一のメツセージ認証コードを
計算し、かつ該コード（ＭＡＣ＋　）を該ネットワーク
／交換申込メツセージの一部として該受付者ステーショ
ンに伝達する装置と、（ｂｌ　　該発行者ステーションにおける装置にして該
同じ番号（ＰＩＮｃ）および該選択された素子を利用し
て該コード（ＭＡＣ，）を再計算して再検証し、かつ該
時限キー（ＫＳｓ）を利用して第二のメツセージ認証コ
ード（ＭＡＣｇ）を計算し、かつ該ネットワークスイッ
チおよび該受付者ステーションを介して該取引端末機に
対し該コード（ＭＡＣりを含む応答メツセージ８鰍達す
る装置と、（ｃｌ　　該取引端末機において該時限キー（ＫＳｌ）
を利用して該コード（ＭＡＣ２）を計算して検証する装
置とを含む取引実行装置〇（９１特許請求の範囲第（７）項または第（８）項に記
載の取引実行装置にしてさらに、該受付者ステーシンに
おいて各々が第一のマスター　キー　（ＫＭ　ｒ　）中
に１回と第二マスターキー（ＫＭ２）中に１回暗号ｆヒ
される複数の時限キ一対を発生し、暗号化し、記憶する
ことにより時限キー暗号対を形成し、かつ該取引端末機
に対する応答メツセージそれぞれに異る第一マスターキ
ー内暗号時限キーを付加し°、かつ該暗号対の他方の第
二マスターキー内暗号時限キーを以後の利用に備えて記
憶する装置を含む取引実行装置。ａ９　　特許請求の範囲第（９）項に記載の取引実行装
置にしてさらに、該取引端末機において各折たな第一マ
スターキー内暗号時限キーを受信し、かつ記憶し、かつ
当該係属中の取引の終了時に以前に受信されたそのよう
なキーを捨てる装置を含む取引実行装置。 συ　特許請求の範囲第ａ１項に記載の取引実行装置に
してさらに、該受付者ステーションにおいて該取引端末
機からの該ネットワーク／交換申込メツセージを受信し
、かつ該取引端末機にて該−と同一の第二マスターキー
内暗号時限キーのロケーションを該記憶中に見出す装置
、を含む取引実行装置。ａ’ａ　　ａ数の口座に対する口座情報を記録するデー
タフロセッサを各々が含む複数の発行者ステーションと
、複数の取引端末機と、各々が少くとも一つの個別取引
端末機に接続された複数の受付者ステーションと、該受
付者ステーションおよび該発行者ステーションの間に通
信可能に接続されたネットワークスイッチとを含むネッ
トワーク交換取引実行装置であって、さらに＜ａｌ　　
該受付者ステーションにおいて第一のマスターキー（Ｋ
Ｍ、）中に１回と第二のマスターキー中に１回それぞれ
が暗号化される複数の時限キーをバッチ発生し、暗号化
し、記憶する装置と、（ｂｌ　　開始取引端末機において利用者からのネット
ワーク／交換取引データおよび個人同定番号（ＰＩＮＣ
）を受信し、力）つ同定し、かつ該取引端末機における
前回の取引中に該受付者ステーションから送られて該始
信取引端末機が受信した時限キー（ＫＳＩ）で該番号（
ＰＩＮりを暗号化し、かつ該番号（ＰＩＮｃ）および該
取引データの選択された素子を結合し、かつ該結合した
データとキー（ＫＳ、）ｚ利用して第一のメツセージ認
証コード（ＭＡＣ，）を計算し、かつ該暗号番号（ＰＩ
ＮＣ）、　　該コード（ＭＡＣ，）および該取引データ
を含んだネットワーク／交換申込メツセージを該取引ス
テーションと接続された該受付者ステーションに対し伝
達する装置と、（Ｃ１該受付者ステーションにおいて開始取引端末機か
らの該ネットワーク／交換申込メツセージを受信し、力
１つ該第二マスターキー（ｅ（ＫＭ２　）　（ＫＳ　ｌ
　）　）中に暗号化されている該時限キーのロケーショ
ンを見出し、かつそれを該ネットワーク／交換申込メツ
セージと共に該ネットワークスイッチに中継する装置と
、（ｄ）　　該ネットワークスイッチにおいて該ネット
ワーク／交換申込メツセージおよび該暗号時限キーを受
信し、かつ該時限キーを第三の７２ターキー（ｅ（ＫＭ
３）（ＫＳｔ））中に暗号化し、かつ該キー（ｅ（ＫＭ
ｓ　）（ＫＳ　ｓ　）　）　（！：共に該ネットワーク
／交換申込メツセージを該ネットワーク／交換申込メツ
セージ中に含まれた取引データが特定する特定の発行者
ステーションに対し再伝達する装置と、ｔｅｌ　　該発行者ステーションにおいて該ネットワー
ク／交換申込メツセージを受信し、かつ該時限キー（Ｋ
ＳＩ）を解読し、かつ該解読済みキー（ＫＳｒ）を利用
して該コード（ＭＡＣＩ）を再計算して検証し、かつ該
ネットワーク交換申込メツセージ中に特定された口座に
対するデータベースを呼出し、かつ該時限キー暗号番号
（ＰＩＮｃ）をデータベース暗号番号（ＰＩＮＣ）に翻
訳し、かつそれを、該データベース中の該特定口座に連
合させて記憶されているデータベース暗号番号（ＰＩＮ
）と比較検証し、かつ該キー（ｇＳｓ）を利用して第二
のメツセージ認証コード（ＭＡｃ　２　）を再計算し、
かつ該認定コードおよび該コード（ＭＡＣ２）を含む応
答メツセージを該受付者ステーションに伝達する装置と
、（ｆ）　　該受付者ステーションにおいて、該認定コー
ドおよび該コード（ＭＡＣ２）を含む該応答メツセージ
を受信し、新たな時限キー暗号対のうちの該第−マスタ
ーキー内暗号時限キー（ｅ（ＫＭＩ］（ＫＳ２））８探
累１．、カッ該認定コード、該コード（ＭＡＣ２）およ
び該キー（ｅ（：ＫＭ＋３（Ｋｓ２））を含む該応答メ
ツセージを該開始取引端末機に中継する装置と、ｆｇｌ
　　該開始取引端末機において、該認定コード、該コー
ド（ＭＡＣ２）、およびキー（ｅＣＫＭｓ）（ＫＳｚ）
）を含む該応答メツセージを受信し、かつ以前の時限キ
ー（ＫＳ、）を利用してコード（ＭＡＣ２）を再計算し
て検証し、かつ該取引を遂行すべく該認定コードを実行
し、かつ古い暗号時限キー（ｅ　［ＫＭｓ　］　（ＫＳ
８１）　）　ｆ新たな暗号時限キー（ｅ［ＫＭ＋］（Ｋ
Ｓ　２））で置換する装置とを含むネットワーク／交換取引実行装置。