JPS609309B2 - 個人同定システム - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 目次 産業上の利用分野 従来技術 発明が解決しようとする問題点 問題点を解決するための手段 実施例 実施例の概要（第１図） 具体的な構成（第２図および第３図） Ａ 端末およびコントローラの制御セクション（第２Ｃ
図、第２Ｄ図、第３Ｃ図および第３Ｄ図）Ｂ コントロ
ーラの認証セッション（第２Ａ図および第２Ｂ図）Ｃ
端末の認証セッション（第３Ａ図および第３Ｂ図）端末
の動作（第４Ａ図および第４Ｂ図）端末動作のための動
作シーケンス・リストコントローラの動作（第５Ａ図お
よび第５８図）コントローラ動作のための動作シーケン
ス・リスト発明の効果 ［産業上の利用分野」 本発明は一般に計算機もしくは類似の計算機ハードウェ
アを利用した個人同定の分野に関する。

さらに具体的には本発明はクレジット・カードの如きそ
の上に記憶された情報をよみ得る或る種の端末装置にお
ける個人同定印（トークン）と共に使用される個人同定
に関する。この様な端末装置の代表的例は種々の型の取
引き（トランザクション）を簡単にするため多くの大銀
行によって通常使用されている現金発行端末装置を含む
がこれに限定されない。本発明のシステムは同様にカー
ド論取り装置が装備された端末装置と共に使用でき、例
えば或る個人がそうでない個人に対しては閉ざされた扉
等への浸入を許可するといった正当性の決定に従う或る
動作を遂行するものである事を理解されたい。［従来技
術」 さて端末装置には取引きを有効にするか無効にするかに
ついてホスト（主）計算機もしくは中間のコントローラ
へ送られるべきメッセージを暗号化する装置及びその様
な有効性を認めた情報を含む応答メッセージを（暗号）
解読するための装置が与えられるものとしよう。

有効性の基となる情報は通常カード上の情報もしくはユ
ーザによって端末装置に提示される印及び通常ＰＩＮ（
個人同定番号）と呼ばれるユーザ導入データのセグメン
トを含む。このＰＩＮは次いで端末装置が接続ホスト計
算機に与えられたハードウェア内で予定の方法で使用さ
れる。ホスト計算機はこれ等のメッセージを受取って同
定されたアカウントに関連するデータを抽出し、さらに
動作を行う事によって端末装置を使用しようと試みる個
人を有効もしくは無効にする。この場合暗号化は端末装
置およびホスト計算機の間の回路の傍受からＰＩＮが不
法に入手されるのを防ぐ。

この暗号化の鍵端末装置を不法にアクセスすることによ
り知り得るところとなるけれども、ホスト計算機の記憶
容量および処理能力を利用してそのようなセキュリティ
上の不都合も回避されることとなる。このような認証シ
ステムの詳細についてはたとえば特公昭５７一３５４９
計号を参照されたい。

この様な同定手順はホスト（計算機）が本物である事を
認証するために端末装置に利用可能である時には極めて
安全になされるが、例えば週末の如きカストマが端末を
利用したくても中央の施設が運転していなくて利用でき
ない時もしくはホストにおける装備のアウテージ期間中
には問題が生じる。この状況に対処するために過去にお
いて使用された１つの方法はＰＩＮとアカウントとに一
定の関連をもたせ、この関連の有無を端末装置で判断し
て認証を行うものであった。具体的には基本的暗号化鍵
でアカウント（カード‘こ記憶されている）を暗号化し
、この暗号化結果がＰＩＮと一定の関係になるようにし
ておくものである。このようにするとトークンを不法に
手にしたものがそこに記憶されているアカゥントからＰ
ＩＮを知ろうとしても、基本的暗号化鍵を知らない限り
、それを達成できない。しかし、ここに問題がある。す
なわち、認証にとって必要な暗号化及び解読手順中に使
用される基本的暗号化鍵を各端末に居る要員によって導
入させることである。この様なシステムの場合、鍵の機
密度はそれが導入される端末の数に応じて危険にさらさ
れる。より多くの端末が使用され、端末で鍵を物理的に
導入しなければならない人数が増えるにつれ、不正直な
人間が介入する確率が多くなる。同様に、鍵保管領域を
最高の信頼性あるものにするために多大の注意がなされ
るが、鍵情報を端末へ持込む時に誰かがこれを途中で奮
うかもしくは或る他の手段で真の暗号鍵を得る確率が増
大する。このような基本的暗号化鍵の露見は致命的であ
る。アカゥントとＰＩＮとの関係がこの基本的暗号化鍵
によって規定されるので、アカウントから自動的にＰＩ
Ｎを知得するところとなり、問題が単に回線の傍受を招
来するにとどまらない。［発明が解決しようとする問題
点３ 本発明の目的はオフ・ホスト動作を成功させるために基
本的システム暗号鍵をもはや持込む必要のない端末ユー
ザの同定のためのシステムを与える事にある。

本発明のさらに他の目的は鍵が中央集権化された複数の
コントローラにのみ導入される個人同定システムを与え
る事にある。

コントローラの各々は複数個の端末へ接続され、ホスト
計算機に接続されている。本発明のさらに他の目的はホ
ストが利用出来ない時にコント。ーラの各々がユーザ同
定動作を遂行する事にある。本発明のさらに他の目的は
不正な傍受から得た古い認証メッセージを利用して機密
に入り込もうとする知能犯をシャットアウトするためコ
ントローラおよび端末間を往来するメッセージにステー
タス情報を含むようにしたシステムを提供することにあ
る。

なお本発明は望ましい補足的な目的を有するものである
。

（ａ｝ 各ＡＣＣＴに対しＰＩＮはＡＣＣＴを変化する
ことなく任意に選択可能で変化可能である様にする。

（ｂ｝ 認証はホストが利用可能でない時に、各種々の
端末が取付けられた、限定された記憶容量（ＰＩＮ対Ａ
ＣＣＴの表を含むには小さすぎる）を有する複数のコン
ト。

ーラの細の任意のものによって達成される様にする。【
ｃ｝ 暗号化鍵は端末に保管しない様にする。

もしそうすると相手は多くの端末へ持込む事を関与する
個人の１人の起こり得る背信行為を介し、もしくは強制
的に端末をおかす事によってこの様な鍵を知り得、この
様な鍵を使用してシステムを懐柔する事になる。［問題
点を解決するための手段ｄ より安全な個人同定システムは次の装備を含むシステム
・ァーキテクチュァによって実現される事が発見された
。

複数のメッセージが個人的に導入される規準を使用して
端末からコントローフへ転送され、規準はカストマによ
って提示される印上に現われる。高度に安全なシステム
暗号鍵が与えられているコントローラがカストマの認証
を確立する。その後メッセージは端末に適切（もしくは
不適切）な同定を知らせるために端末によって供給され
るデータのみを再び使用してコントローラから端末へ転
送される。

コントローラによって自主的に行われる手順は少なく共
オフ・ホスト動作中に利用される事を理解されたい。本
人同定の目的のための１乃至それ以上の計算機に接続さ
れた現金発行端末装置のシステムにおいては、紛失し、
盗まれもしくはねつ造された同定（クレジット）カード
の悪用を防止するため各アカウント番号（ＡＣＣＴ）に
は秘密の個人同定番号（ＰＩＮ）を関連させる事が不可
決で標準のならわしとなっている。

同様に対手不法な第三者が受動的盗（聴）情報によって
ＰＩＮを知る事もしくは能動的盗（聴）情報によって取
引きを正当化しない様にするため、端末とシステムの他
の部分（中央ホスト計算機もしくは別個のコントローラ
）間の通信を暗号化することが現在のシステム中でなら
わいこなっている。各ＰＩＮの有効性は１つの取引き竃
ことの端末及びコントローラが含まれるかに無関係にシ
ステムワイドである。具体的にはこれ等の目的を達成す
るために本発明によって与えられる手段は次の通りであ
る。

端末及びコントロ−ラもしくはホスト間の取引きを暗号
化する際に使用されなければならない暗号鍵は相手がす
べての可能な鍵の組合せを試みる事によってその決定を
おくらせるために十分大きく（例えば５６ビット）なけ
ればならず、且つ同様にシステムの合法的なユーザであ
る相手が波の所有する情報から他のＡＣＣＴのための鍵
を知る事がない様に１つの取引き（１つの特定のＡＣＣ
Ｔを含む）から他の取引き（異なるＡＣＣＴを含む）へ
と急激に変更されなければならない様にされる。この事
を行うためにＰＩＮＴＲＵＥと呼ばれる各取引きに対す
る鍵は【ａ｝任意のコントローラ及び、もしくはホスト
において及び‘ｂ｝任意の端末において容易に決定可能
な或る方法でＡＣＣＴに依存しなければならない。風を
達成するために各ＡＣＣＴに対するＰＩＮＴＲＵＥはす
べてのコントローラ及びホストに対しては知られている
が、機密保護のため端末装置には保管されていないシス
テムワイドなマスタ鍵Ｋの下でＡＣＣＴの暗号関数であ
るものとする。各取引きのために、コントローラ（もし
くはホスト計算機）はＰＩＮＴＲＵＥをマスタ鍵Ｋ及び
カストマのカードからＡＣＣＴを読取った端末によって
、コントローラへ転送されるＡＣＣＴの与えられた関数
として計算しなおす。‘ｂ）を達成するために、アカウ
ントのためのＰＩＮＴＲＵＥはカードの形でカストマに
よって供給される情報及び彼のＰＩＮから誘導される様
にアレンジされる。Ｐｍはカストマが思い出すのが容易
な様に十分小さいが（例えば４乃至６個の１０進デイジ
ットもしくは文字）、ＰＩＮＴＲＵＥは相手がすべての
可能なＰＩＮＴＲＵＥを計算機でェミュレートするのを
非実際的にする様に十分大きくなる様にアレンジされる
。カード上に機械議取り可能な形で、“ＰＩＮオフセッ
ト”ＰＩＮＯＦＦが与えられ、ＰＩＮと適当に組合され
る時ＰＩＮＴＲＵＥが与えられ、これは端末において通
信暗号鍵として働く様に利用可能である。この組合せの
法則及びＰＩＮＯＦＦの結果の決定は任意に選択された
ＰＩＮ及びシステム決定ＰＩＮＴＲＵＥが与えられたと
して、この様なＰＩＮＯＦＦはカードの製造時に決定さ
れ得る。この組合せ法則の適当なものは選択されたＰＩ
ＮとＰＩＮＴＲＵＥ中の等長の部分集合との排他的ＯＲ
を取り（カードの製造時に）ＰＩＮＯＦＦを得、（カー
ドの使用時に）ＰＩＮと対応するＰＩＮＯＦＦの部分集
合の排他的ＯＲからＰＩＮＴＲＵＥを得るものである。
さらに、不正な傍受者が古い鍵を再使用してシステムを
アクセスしようとする企ては、例えば端末に残されてい
る金額もしくは取引きの通し番号の如き端末ステータス
情報（ＴＳＩ）と言ったその可変平文が端末及びコント
ローラに知られている暗号化メッセージを交換する事に
よって防止される。

本発明の目的は一般に１つもしくはそれ以上の遠隔端末
の各々がクレジット・カード状の仕掛けの議取り及びキ
ィボート・エントリーを経て、個人によって供給される
データを受取り得る個人同定アーキテクチュアによって
達成される。各端末は次いでデータ通信リンクを介して
コントローラへ供給されている。各コントローラは適当
なデータ通信リンクを経て中央主計算機に接続されてい
る。個人同定手順を遂行する上記コントローラはホスト
が個人同定機能を遂行するためにシステムに利用可能で
ない時に少なく共利用可能となる。同定システムは個人
によって（代表的には機核読取り可能なカードを経て）
明白な形でコントローラへ供給されるＡＣＣＴと呼ばれ
るデータの第１の部分をメッセージＭ，として伝送する
端末における装置を含む。さらに上記個人によって供給
されるデータから暗号鍵を計算するための手段が与えら
れる。この鍵は次いで上記データの第１のブロックを暗
号化し、これを第２のメッセージＭ２としてコントロー
ラに送信するため上記端末における暗号／解読ブロック
によって使用される。コントローラは端末に含まれるも
のと同等の暗号／解読ユニットを含み、さらにその中に
該コントローラの暗号／解読ユニットの動作を制御する
ためのマスタ鍵（Ｋ）を保管している。個人同定要求が
コントローラによって受取られると、コントローラは個
人によって端末に導入されたデータ・ブロックーより成
る第１のメッセ−ジＭ．をアクセスし、これをマスタ鍵
の制御の下に暗号／解読ユニット中において暗号化する
。

この暗号化の結果はＭ，をメッセージＭ５′に暗号化す
る鍵として使用され、Ｍ２′は端末から受取られたメッ
セージＭ２と比較され、もし比較が成功するならば（一
致）受諾信号がコントローラから端末に送り戻され、端
末はアカウント取引きが進められ得る事を表示する。現
金発行の銀行用端末の場合には、これは特定の現金額を
直接個人に発行するか、もしくは或る様式で預金残高を
個人に手渡す。フアシリティ・アクセス・システムの場
合には端末の受諾信号は個人をして計算機端末の利用を
可能ならしめ、もしくは建物、工場もしくは或る他の物
理的施設への通行が可能にされる。［実施例」側用 以上本発明の動作について極めて一般的に述べられたの
で、本発明の動作の理論の一般的説明が第１図の高レベ
ル・フロック図を参照してなされる。

図面を参照するに、一連のコントローラー，２，・・・
・・・Ｎ‘ま適当な線を経てホスト計算機に接続されて
いる。又コントローラは一連の端末（装置）１，２，…
・・・Ｎがこれに接続されている。従って、任意の端末
は夫々のコントローラを介してホスト計算機に選択的に
接続され得る。本発明の以後の説明において、本発明が
実施される環境は現金発行端末システムであり、各端末
は適切な要求及びカストマ同定のシステム・アブルーバ
ルに基づいてカストマへ現金を発行し得るものと仮定さ
れる。

さらに各カストマは機械議取り可能な形でアカウント番
号（ＡＣＣＴ）及び個人同定オフセット番号（ＰＩＮＯ
ＦＦ）を含むクレジット・カードの如き携帯可能な証を
もっており、各端末は上記データをクレジット・カード
から適切に議取り得るものと仮定される。さらに各カス
トマは個人同定番号（ＰＩＮ）を記憶しており、このＰ
ＩＮは要求に応じてキィボードの如き適切なデータ・ェ
ントリ点において端末へ導入され得るものと仮定される
。システムは２つのモードの１つで動作され得るものと
仮定される。

第１のモードは端末におけるカストマによって要求され
る各トランザクションが有効性の判断を求めてホストに
直接送られるオン・ライン・モードである。ホストはす
べてのＡＣＣＴ、カストマの氏名、かならずしも必要で
ないが以下説明されるＰＩＮＴＲＵＥ及びアカゥントに
関するおびただしい不特定の量の情報を保持し得る。オ
ン・ライン・モードにおいてはホストはカストマによる
要求によって端末に適当な受諾もしくは棄却メッセージ
を送り出す。この有効性はコントローラに対して以下説
明される段階を含む（必ずしも必要とされないＰｍＯＦ
Ｆの計算を除外する）。特定のシステムによってなされ
る追加のチェックの特定の方法は本発明にとって特に関
連はないので、ここでは論議されない。第２の動作モー
ドは例えば週末において、もしくは装備が非使用中で、
アカウント有効性動作を遂行するためにホスト計算機が
サービスに利用出来ないが、端末が取付けられたコント
ローラは利用出釆る事を意味するオフ・ホスト・モード
である。

本発明が適用された以下に詳細に説明されるのはこの互
換動作モードの必要性である。

コントローラはホスト程の記憶容量を有さないので、特
にコントローラはすべてのアカウントに対するＰ…を記
憶し得ない。ついでながらコントローラはもはや無効に
なったアカウントをリストする無効ファイルを含み得、
このリストは最終有効表示が端末に戻される前にコント
ローラによってチェックされ得る。他の有効性動作が同
様にコントローフに組込まれ得る。その例は全取引きの
大きさ、特定の期間内の取引きの回数である。しかしな
がら、これ等は以下説明される本発明の思想には関係が
ないのでさらに詳細には説明されない。この時点で特に
第２Ａ図乃至第２Ｄ図並びに第３Ａ図乃至第３０図のハ
ードウェアを参照する事なく端末及びコントローラ内に
おける計算の一般的説明を行う。次いで第４Ａ，４Ｂ，
５Ａ及び５Ｂ図の動作シーケンスの系列を参照してこれ
等の２つの図面の詳細な説明が行われる。

有効性則ち認証動作を遂行するためのシステムの全般的
動作の説明に戻るに、データの上記３つの項目、即ちカ
ストマのクレジット・カード中に含まれるＡＣＣＴ及び
Ｐ州ＯＦＦ並びに彼の記憶にゆだねられたＰＩＮは次の
式によって関数的に関連付けられる。

ＰＩＮ○ＦＦ田ＰＩＮ＝ＰＩＮＴＲＵＥ
【１）ＰＩＮＴＲＵＥ＝ＥＫ（ＡＣＣＴ）
■この式においてＥＫはかっこ内の量、この
場合は、アカウント番号（ＡＣＣＴ）のマスタ鍵による
暗号化を示す。

これはＥ（Ｋ、ＡＣＣＴ）として同様に表わされ得る。
ＰＩＮＯＦＦ及びＰＩＭま例えば２を法とするビット毎
の加算によって結合されるものと仮定される。この様な
暗号システムにおいては、しかしながらＰＩＮＴＲＵＥ
の寸法は十分に大きく、露見に耐える事が望まれ、従っ
て５６ビットの寸法が適切である事が発見されている。

例えばまもなく開示される実施例では、例えばもしＰＩ
ＮＯＦＦが５６ビット２進数（ｘ，、ｘ２、………、ｘ
斑）として表わされ、ＰＩＮが３０ビットの２浸進数（
ｙ，、ｙ２、・…・・、ｙ３ｏ）として解読される６ア
ルファベット文字によって選択されるものとすると、２
つの組合せはビット毎の法２の加算は次の式で表わされ
る。（ＰＩＮ○ＦＦ由ＰＩＮ）ニ（×．由ｙ．、，．．
，．．、×柳 田ｙ３。

、梅，、も２、・・・・・・、権６）
（３）ＰＩＮＴＲＵＥ、ＰＩＮＯＦＦ及びＰＩＮの上
記の寸法はクリティカルではなく、大きな寸法のＰＩＮ
ＴＲＵＥによって高度の機密性を与え、同時に正確にカ
ストマによって記憶されなければならないＰＩＭこ対す
る比較的小さな数が保持される代表的寸法を表わす。ア
カウント番号（ＡＣＣＴ）、個人同定番号オフセット（
ＰＩＮＯＦＦ）及び個人同定番号自体（ＰＩＮ）の関数
的関係が一般的に述べられたので、高度に安全な方法で
必要とされる計算及び比較を行うために利用される本発
明の構造が述べられる。端末装置及びコントロ−ラの両
者中に存在する暗号／解読ユニットは同一のブロック番
号鍵によって制御される暗号装置でなければならない事
に先ず注意されたい。これ等の装置によって遂行される
特定のアルゴリズムは本発明にとってクリティカルなも
のではないが単一のシステム中のすべての装置は明らか
に同一に動作されなければならない。適切な暗号／解読
装置はＤａｔａＥ皿ｒｙｐｔｉｏｎ Ｓおｔｅｍｓ ｎ
ｍｍ戊ｒ ４６のためのｔｈｅＮａｔｉｏｎａｌ Ｂ
ｕｒｅａｕ ｏｆ Ｓｔａｎｄａｒｄｓ Ｆｅｄ
ｅｒａｅＩｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ Ｐｒｏｃｅｓｓｉｎ
ｇＳｔａｎｄａｒｄによって指定された適当な暗号／解
読装置であり得る。システムの動作は次の如く進行する
。

先ずカストマは端末装置中に彼のクレジット。カードを
置き、アカウント番号（ＡＣＣＴ）及び個人同定番号オ
フセット（ＰＩＮＯＦＦ〉が端末によって謙取られる。
次にカストマは彼個人のＰＩＮを打鍵する。端末の制御
装置は次のメッセージをコントローラに送る。最初のメ
ッセージＭ，は明白な形のアカウント番号（ＡＣＣＴ）
より成る（ＡＣＣＴの可能な暗合化は後に説明される）
。Ｍ，＝ＡＣＣＴ（明白な形の） （４）第
２のメッセージＭ２は端末によって計算され次の形式で
表わされる。

地＝Ｅ（Ｐ，ＮｏＦＦ＋Ｐ，Ｎ）（ＡＣＣＴ）
（５）上記の形式はアカウント番号がＰＩＮＯＦＦ＋Ｐ
ＩＮによって指定される鍵（Ｋ′）の下に暗号化される
事を意味している。

これ等の２つのメッセージはその中にマス夕鍵が保管さ
れているコントローラによって受取られる。次の関係を
想起されたい。

ＰＩＮＴＲＵＥこＥＫ（ＡＣＣＴ）＝ＥＫ（Ｍ，） （
６）次いでコントローラは次の量を計算する。

Ｍ２′＝Ｅｐ…ＴＲＵＥ（Ｍ，） （
７）Ｍ，は明白な形で端末からコントローラに送られる
カストマのアカウント番号であり、形式｛１に従ってシ
ステムのマスタ鍵の下にこのアカゥント番号が暗号化さ
れたものが量ＰＩＮＴＲＵＥを生ずる。

同様の形式ｍにおいて示された如く、適切な量ＰｍＯＦ
Ｆ及びＰＩＮがカストマによって導入ご４れ、ビット毎
のモジュラー加算を受けるものとすると、これ等は同様
に量ＰＩＮＴＲＵＥを生じなくてはならない。この点に
おいて２つの量即ちコントローラによって計算されたＭ
２′及びコントローフに端末から伝送されたメッセージ
Ｍ２は適切な関連がＰＩＮＯＦＦ、ＰＩＮ及びＰＩＮＴ
ＲＵＥ間に存在するならば等しくなくてはならない事は
明白である。もし一致が得られると、コソトロ−ラはカ
ストマの同定を受容し、無効ファイルをチェックする様
に進む。もし満足すると、取引きは依然鍵ＰＩＮＯＦＦ
由ＰＩＮ＝ＥＫ（ＡＣＣＴ）＝ＰＩＮＴＲＵＥを使用し
て継続される。

上記手順は次の利点を有する。

端末には鍵は全く存在しない。

もしこの様な鍵が露見すると、鍵が伝送に使用されるも
のであるかもしくはＫの如く本人同定に使用されるもの
であるかにかかわらずこの様なシステムの重大なもしく
は完全な危機に導き得る。本発明のシステムにおいて、
Ｋを保全する必要性は端末に関して除去されるが、これ
はコントローラ、ホスト及びこれ等に関する情報の管理
には残される。盗情報者もしくは傍受者に利用され得る
情報は端末からコントローラに転送されるメッセージＭ
，及びＭ２より成る。

その後、コントロ−ラは端末に種々の取引きメッセージ
を送り戻すが、これ等のメッセージはＰＩＮＯＦＦ由Ｐ
ＩＭこ等しい端末で計算されたＰＩＮＴＲＵＥの下に暗
号化される。暗号／解読アルゴリズムＥはこれ等の仮定
の下でＰＩＮＴＲＵＥもしくはＫの決定を妨害するに十
分強いものである。もし十分強ければアカウント番号の
みが傍受者に利用可能となる。なんとなればこれは明白
な形で伝送されるからである。相手に対する偶発的な使
用ともなり得る。この露見ですら端末及びコントローラ
間のすべての転送に使用され得る追加の常駐鍵及びおそ
らく可変伝送用鍵もしくは暗号鍵の使用によって減少さ
れ得る。ＰＩＮＴＲＵＥの大きな寸法（少なく共５６ビ
ット）は」Ｍ，及びＭ２のみ知っていて、計算機上の試
行錯誤でこのＰＩＮＴＲＵＥを決定する事から相手を落
胆させる如きものである。ＰＩＮの寸法はユーザがこれ
を想起出来る様十分小さく、且つたとえこのカードがす
べてのＰＩＮＯＦＦを含んでいても、紛失もしくは盗ま
れたカードの所有者による端末におけるＰＩＮの無限の
試行を挫折させるに十分大きく選択され得る。

端末における試行なくすべての可能なＰＩＮをェミュレ
ートする事による計算機の試みの場合には相手は取引き
のＭ，及びＭ２の両方並びにＭ，及びＰＩＮＯＦＦを含
むカードを所有する事が必要である。この様なありそう
もない状況における成功ですら全システムに対するＫで
なく単一のＰＩＮＴＲＵＥ＝Ｅｘ（Ｍ，）のみにアクセ
スを与えるだけである。

この制限された情報だけがカードの所有者及びその（お
そらく秘密の）ＰＩＮの所有者に利用可能である。さら
にもし関係由が適切に選択されるならば、ＰＩＮは自由
に望みに応じて銀行もしくはユーザによって選択され、
同一ＰｍＴＲＵＥを生ずる様に相補的にＰＩＮＯＦＦを
変更する事によって自由に変更可能である。

適切性の要件はＰＩＮＯＦＦ由ＰＩＮ＝ＰＩＮＴＲＵＥ
が少なく共望ましいＰＩＮの領域において定義された関
数ＰＩＮＯＦＦ＝ＰＩＮＴＲＵＥ日ＰＩＮの逆算である
という点にある。ビット毎の法２の加算（由）の（自己
逆算）関数の前の例はこの様な要件である。例えば異な
る銀行に対して数種のマスタ鍵が使用され得る事に注意
されたい。

或る取引きにおいて適切なＫ，はアカゥント番号中の標
識もしくはは試行によってもよい）によって決定され得
る。システムに有効に見える量ＡＣＣＴ、ＰｍＯＦＦ及
びＰＩＮを含むカードの“発明”もしくは製造を試みる
相手は次の式に関するＡＣＣＴ及びＰＩＮＴＲＵＥを発
見もしくは発明し得なくてはならない。ＰＩＮＴＲＵＥ
：ＥＫ（ＡＣＣＴ）＝ＥＫ（Ｍ，）これはＫの知識なく
ては不可能で試行によっては非実際的である様に思える
、これはフィールドＡＣＣＴ及びＰＩＮＴＲＵＥの寸法
並びに各試行が端末でなされなければならないと言う事
実のためである。システムの信頼性を増強する本発明に
含まれる追加の特徴は認証の要求がなされる時同様に端
末からコントローラに転送される端末ユニット，ステー
タス（ＴＳＩ）情報の使用である。

このステータス情報は紙幣カゥン夕、コイン・カウンタ
、取扱いカウンタ等から得られる。これらは端末内およ
びコントローラ内に鏡像的に存在し、また取引きが成功
裡に完了されたときに常に変更されるものである。この
ステータス情報は計算された鍵ＰＩＮＯＦＦ十ＰＩＮの
下に暗号化されて、次いで先ず受信されたメッセージが
通用中である事をチェックするために、次いでクレジッ
トの承認もしくは認証（もしくはこれ等の否認）を端末
へ再転送する時にコント。ーラによって使用される。こ
の事はコントローラによる失効の端末要求の受理、もし
くは端末によって失効のクレジット認証要求の受理を防
止する。そうでないと要求は失効の記録されたメッセー
ジをコントローラもしくは端末に送ろうとする悪意の盗
聴情報者によって利用される事になる。具体的な構成 以上本発明の原理及び下に横たわる特徴が一般的に説明
されたので、第２図及び第３図に示され、第４図及び第
５図において機能的に説明されるハードウェア実施例の
説明を行う。

Ａ 端末およびコントローラの制御セクション以下開示
される実施例は基本的に制御シーケンスが端末Ｔ及びコ
ントローフ・ユニットＣ中にあり夫々第３Ｄ図及び第２
Ｄ図に示された２つの議取り専用記憶装置４０一１及び
４０一２中に貯蔵されたマイクロ制御シーケンス駆動シ
ステムである。

読取り専用記憶装置（ＲＯＭ）の各々は４つの出力ケー
ブルを有する。主資源制御ケーブルは夫々の制御語レジ
スタ（ＣＷＲ）フィールドに進む。ケーブルのもう一つ
は“分岐アドレス”でありこれは説取り記憶装置内の分
岐アドレス・フィールドを指定し、この分岐はテスト条
件マルチプレクサ（ＴＣＭＰＸ〉３６によってテストさ
れた特定の条件に依存してなされる。ＲＯＭ中の個々の
命令のごく一部が分岐アドレス命令である事を理解され
たい。テスト条件選択ケーブルはＴＣＭ円Ｘへ進み、そ
の条件がテストされつつある特定の入力線を選択する。

上記テストはシステムの動作シーケンス中に次に何が起
るかを決定する。従ってテスト条件マルチプレクサの各
々の左方には多数の入力線が存在する。これ等の線の任
意のものは使用される特定の回路の約束に依存して０も
しくは１であり得る。両ユニット中のテスト条件マルチ
プレクサ３６の出力は状態遷移制御ユニット２３へ送ら
れ、上記ユニットは２つの他の入力を有する。１つの入
力はシステムに同期クロック・パルスを連続的に供給し
、適切なアドレスが制御メモリ・シーケンサからＲＯＭ
へロードされ得、その中のデータが読出され得る如き周
波数もしくは周期を有するシステム・クロック発生器２
２からのものである。

状態遷移制御ユニット２３への他入力はＲＯＭから到来
し、次のアドレス選択と記されている。この線は実効的
に状態遷移制御御ユニット２３にどの様にしてこれがＴ
ＣＭＰＸから受取ったデータを使用するかについて指令
する。従ってカード議取り装置３２からの線０上の入力
がＴＣＭＰＸ３６中でモニタされているのであるならば
この線上に現われる０はＰＩＮがまだキィボードへ導入
されていない事を示し、システムが待機もしくは保持状
態に残されなくてはならない事を示す。

さらに１がこの選択線上に現われる時、システムは実効
的にＰＩＮがキィボードを介して、レジスタ（Ｒ）３へ
導入され、これは以下容易に明らかにされる如くＴＣＭ
ＰＸ３６への入力１上に１を生ぜしめる。状態遷移制御
ユニット２３のこの入力に現われる０もしくは１は或る
他の状態中において命令アドレス・レジスタ（ＭＡＲ）
をインクレメントし、シーケンス中の次の命令をとる命
令であるか、特定の条件が、ＴＣＭＰＸ３６及び状態遷
移制御ユニット２３によってテストされた時に満足され
た場合にＲＯＭ４０−１によって供給される分岐アドレ
スを選択するものであると解釈される。コントローラの
制御セクションを示す第２Ｃ及び第２Ｄ図、並びに端末
の制御セクションを示す第３Ｃ及び第３Ｄ図を参照す袖
こ、基本的ァーキテクチュアは同じである事は明らかで
ある。

主な差異はテスト条件マルチプレクサ（ＴＣＭＰＸ）３
６への特定の入力及び制御語レジスタ（ＣＷＲ）からの
出力に存在する。これ等の入力及び出力のすべては次の
説明と合せる時その働きは自明であろう。Ｂ コントロ
ーラの認証セクション 第２Ａ図及び第２Ｂ図を参照するに、その中に示された
コントローラの特定の機能ブロックは明らかであると考
えられる。

第２Ａ図の左部分で、端末回路網として示された破線ブ
ロック・ボックスは端末回路網インターフェイス（ＴＮ
Ｉ）２７を介してコントローラに接続された端末装置（
Ｔ）１，２，・・・・・・，Ｎを示す。端末回路網イン
ターフェイス２７は複数の端末Ｔとのインターフェイス
機能を遂行するために必要とされる保持レジスタ及びゲ
ート回路を制御し、代表的にはこの分野で周知の多くの
通信インターフェイス・ユニットのものである。本発明
のシステムの動作の説明の残りの部分ではコントロール
制御諾しジスタ（ＣＷＲ）から到来し、端末回路網イン
ターフェイス（ＴＮＴ）２７の底部に入り、底部から去
る種々の指令はその選択が本発明の部分を構成しないシ
ステム制御装置によって指摘された特定の端末へ出入す
るデータ流れを制御するものと仮定される。

種々のレジス夕（Ｒ）６乃至１１は以下説明される値を
記憶し、比較装置２１及び暗号／解読（Ｅ／Ｄ）ユニッ
ト４２−２なるブロックは明白な機能を遂行する。メッ
セージＭ，，Ｍ２及びＭ３がレジスタ（Ｒ）６，７及び
８中に記憶されている。同様に端末から受取られレジス
タ７中に記憶されたメッセージは認証セクション中にあ
る暗号／解読ユニット４２一２によって計算され、レジ
スタ９中に記憶されたメッセージＭ２′と比較装置２１
中で比較される。受信／送信ブロック４１ーー及び４２
一２は一方ではホスト計算機１及びもしくは他方では端
末回路網とインターフェイスするのに必要とされるイン
ターフェイス、増幅器等を含む。本発明のシステムで使
用されるこれ等のブロックの機能的動作は以後の制御流
チャート及び動作シーケンスのリストの説明から明らか
にされ得る。Ｃ 端末の認証セクション 左から日頃‘こ端末の認証セクション、カストマ１イン
ターフェイス及びコントローラ・インターフェイスであ
る第３Ａ図乃至第３Ｄ図の上部を参照するに、カストマ
・インターフェイスは制御語レジスタ・フィールドＦＯ
からの適切な指令の下にカード３１からアカウント番号
及び個人同定番号オフセット（ＰＩＮＯＦＦ）を読取る
というわかりきった機能を遂行するクレジット・力ード
読取器３２を含む。

議取り動作の完了に基づき、クレジット・カード読取器
３２からＴＣ八位Ｘ３６へ完了信号が戻される。キィボ
ード３３は同様に動作する。

入力ＣＷＲＦＩによって示された如きシステムからの指
令に基づき、カストマに対し個人同定番号を導入せしめ
る表示がなされ、その後ＰＩＮ導入済信号が入力１にお
いてＴＣＭＰＸ３６に戻される。

受理／拒否ディスプレイ３４はＣＷＲＦ５で付勢され、
受理／拒否表示器が点灯される。認証部のレジスタ（Ｒ
）１，２及び３はカストマ・インターフェイスを介して
アカウント番号、個人同定番号オフセット及び個人同定
番号を受取る。

レジスタ４は前に説明された如く値ＰＩＮＯＦＦ及びＰ
ＩＮの組合せから計算されたＫ′に対する計算値を受取
る。好ましい実施例においてこれはビット毎の法２の加
算として示されている。計算値Ｋ′を記憶するレジスタ
４は上述の如くメッセージＭ２及びＭ３を暗号化する暗
号化する暗号鍵として利用される。制御レジスタから種
々の機能ユニットへの種々の動作開始パルスの機能はユ
ニットの或るものからＴＣＭ円Ｘユニット３６へ戻され
なければならない動作完了信号と同様明白であろう。上
述の如く、これ等の復帰信号の大部分は求められた特定
の動作が次の動作シーケンスが開始される前に完了した
事を保証する事にある。本発明の高安全性の認証動作に
関して、本発明のハードウェア中の制御経路のみが示さ
れている事を明確に理解されたい。勿論端末（Ｔ）及び
コントローラ（Ｃ）中の暗号／解読ユニットは認証以外
の他の目的に対し使用され得る事は明らかである。即ち
これ等は遂行されつつある種々のアカゥント取引きで高
レベルの安全性を達成するために端末から直接ホストへ
のすべての転送を暗号及び解読するために使用される。
アカウント取引きのために利用される特定の暗号及び解
読鍵は認証の目的に使用されらる鍵とは十分異なり得る
。

しかしながら、この様な鍵の取扱いは本発明の一部を構
成しないのでさらに説明されない。端末の動作 第４Ａ及び第４８図（端末動作の流れ図）を参照して以
下の端末動作の動作シーケンス・リストについて説明さ
れる。

認証手順中の特定の端末の動作の説明が次に行われる。
この動作の詳細な説明に進む前に、第４Ａ，４Ｂ及び第
５Ａ，５Ｂ図の制御流れ図中の種々のブロックに順番を
付けるために使用された数は端末及びコントローフ・ユ
ニットのための動作シーケンス・リスト中の段階の番号
に対応する事に注意されたい。夫々コントローラ及び端
末動作のために動作シーケンス・リストを参照して行わ
れる第４Ａ，４Ｂ図及び第５Ａ，５Ｂ図の次の説明は幾
分簡単であるが、しかしながら、動作シーケンス・リス
トが極端に詳らかな事は夫々の制御流れ図の数字的参照
と共に本発明のシステムにおいて遂行される特定の動作
を追跡するために十分であろう。任意のカストマ要求は
端末によって開始されなければならないので、システム
の動作の現在の簡単な説明は端末内の動作の説明で始め
られる。

端末動作のための動作シーケンス・リスト（後出）を参
照するに、このリストのためのへッダはリストの中で使
用された用語を定義している。２つの動作シーケンス・
リスト中の段階の番号は第４Ａ図及び第４Ｂ図の制御流
れ図のブロック番号に対応する事に再び注意されたい。

明らかにこれ等の図面は相対的に高位レベルの機能形で
制御の流れを示し、必要に応じて参照され得るが、以下
の説明は専ら動作シーケンス・リスト及び第３Ａ乃至第
３Ｄ図のハードウェア図を参照してなされる。先ず、サ
ービスを要求するカストマは彼のカード３１をクレジッ
ト・力ード読取器３２中に挿入し、開始ボタンを押し、
段階１が開始するものと仮定される。この点で端末ハー
ドウェア資源は、必要ならば電源をオンにし、すべての
適切なしジスタを０にリセットする事を含み、適切に初
期設定される。制御部は任意の前の動作シーケンスの完
了を経て、クリアされるものと仮定される。段階２はＲ
ＯＭ４０一１をしてアクセスせしめＣＷＲのフィールド
ＦＯがクレジット・カード論取器３２を始動してァカゥ
ント番号（ＡＣＣＴ）を謙取らしめ、ＣＷＲのフィール
ドＦ２１はＡＣＣＴをしてレジスターに記憶せしめる。
次に段階３が開始し、ＣＷＲフィールドＦＯはクレジッ
ト・カード謙取器動作を開始せしめＰＩＮＯＦＦを読取
らしめ、ＣＷＲのフィールド２２がＰＷＯＦＦをしてレ
ジスタ２中に記憶せしめる。段階４中でＣＷＲのフィー
ルドＦＩはキイボード３３をアンロツクし、カストマに
対し個人同定番号（ＰＩＮ）を導入すべき事を示す。Ｃ
ＷＲのフィールドＦ２３はＰＩＮをしてレジスタ３中に
記憶せしめる。段階５で、ＣＷＲのフィールドＦ２２及
びＦ２３は夫々関数発生器（Ｆ）３５を通してレジスタ
２及び３の内容をしてシフトせしめ、これによってベク
トルＫ′＝ｆ（ＰＩＮＯＦＦ、ＰＩＮ）を発生する。前
に説明された如く、好ましい実施例では関数発生器は値
ＰＩＮＯＦＦ及びＰＩＮの適切なビットのビット毎の法
２の加算の関数を遂行する。次にＣＷＲのフィールドＦ
２４は結果のベクトルＫ′をレジスタ４に記憶せしめる
。次にシステムは段階６に進行する。段階６において、
ＣＷＲのフィールドＦ２１及びＦ４はしジスターの内容
をして受信器／送信器４１−１を介して端末が接続され
たコント。

ーフに転送せしめる。従ってメッセージＭ，＝ＡＣＣＴ
がコントローラに送られる。段階７において、ＣＷＲの
フィールドＦ２１，２４及びＦ３は夫々レジスタ１の内
容（ＡＣＣＴ）及びレジスタ４の内容（Ｋ′）をして暗
号／解読ユニット（Ｅ／Ｄ）４２−１へロードせしめる
。

ＣＷＲのフィールドＦ３は次いで鍵Ｋ′を使用してデー
タ・ベクトルの暗号化を開始する。段階８において、Ｃ
ＷＲのフィールドＦ３及びＦ４は段階７中で遂行された
暗号化の結果舷＝ＥＫ′（ＡＣＣＴ）をして暗号／解読
ユニット４２−１から受信器／送信器（Ｒ／Ｔ）４１−
１を経てコントローラに前進せしめる。

段階９において、次の制御語はＣＷＲのフィールドＦ６
，Ｆ２４及びＦ３を付勢して、レジスタ５の内容（ＴＳ
Ｉ）及びレジスタ４の内容（Ｋ′） をして暗号／解読
ユニット４２−１へロードせしめる。

次いでＣＷＲのフィールドＦ３は暗号／解読ユニット４
２−１の動作を開始し、暗号鍵Ｋ′を使用して端末ステ
ータス情報（ＴＳＩ）を暗号化する。前にほのめかされ
た如く、ＴＳＩは例えば紙幣カウンタ等の如き取引毎に
変化する端末中の局所的で連続的に変化する変数である
。同様に前述された如く、端末はこのステータス情報を
現金の発行、信用貸しの容認もしくは物理的施設への導
入を許可するといった要求動作を遂行するため認証と共
にコントローラから端末へ後刻送られて釆るステータス
情報と比較する適切な比較回路を有する。この端末ステ
ータス情報の不一致は端末において非認証信号を発生せ
しめる。段階１０に進むに、ＣＷＲのフィールドＦ３及
びＦ４はＴＳＩの暗号化の結果Ｍ３＝ＥＫ′（ＴＳＩ）
をＥ／Ｄユニット４２−１からＲ／Ｔ４１−１を介して
コントローラに前進せしめる。

段階１１はコントローラの認証手順を介して特定の取引
きが権威あるものになるかどうかについてコントローラ
からの応答を待機する様端末中のシステムを実質上セッ
ト・アップする段階である。

この事を行うためにＲＯＭＩからのテスト条件選択アド
レスは３にセットされ、これによりＴＣＭＰＸ３６の入
力３が選択される様ィネーフルされ、これはＲ／Ｔ４１
−１から状態遷移コントローラ２３へのデータ・リンク
をイネーブルする。

ＣＷＲのフィールドＦ４はＲ／Ｔ４１−１を受信モード
に置く。ＲＯＭ４０−１からの次のアドレス選択線は状
態遷移制御ユニット２３をして応答がコントローラから
受取られる迄現在の制御記憶装置アドレスを保持せしめ
る。応答が受取ら０れると制御記憶装置アドレスが制御
記憶装置シーケンサ２６中でインクレメントされ、段階
１２中の動作が開始される。段階１２中次のアドレス（
ＲＯＭ４０ーーから）は状態遷移制御装置をもしコント
ローラからの送タ信がカストマ認証の不成功を示すなら
ば制御を段階１３へ移す様にセットする。

もしカストマの認証が示されるならば、制御の流れは上
述の如く制御記憶装置シーケンサ２６中に記憶されてい
るＲＯＭ４０一１から分岐アドレス・ケーブル上に供給
される分岐アドレスを介して段階１４へ移される。段階
１３中ＣＷＲのフィールドＦ５は受理／拒否ディスプレ
イ３４をアクチベートしてカストマにカストマの認証が
不成功である事を知らせる。

制御は次いで段階１３の命令シーケンス中に含まれ制御
記憶装置シーケンサ２６中に記憶された分岐アドレスを
ロードする事によって段階１６へ転送される。段階１４
ではＣＷＲのフィールド５は受理／拒否ディスプレイ３
４をアクチベートし、カストマにカストマの認証が成功
した事を告げる。

段階１４が終了すると段階１５力ミ開始される。段階１
５でアカウント取引き動作シーケンスの開始ロケーショ
ンに対応するアドレスがＲＯＭ４０−１からの分岐アド
レス入力を介して制御記憶装置シーケンサ２６へロード
される。

制御はアカウント取引きを支持する種々の端末動作を処
理する動作シーケンスへ移される。段階１６はＲＯＭ４
０−１がこの端末の遊休もしくはオフ状態（この端末を
使用しようと欲する新しいカストマからの入力又は開始
信号を待機している該端末の状態）に対応する分岐アド
レスをロ−ドすることを仮定している。

明らかにこの分岐アドレスはＲＯＭ４０−１中に含まれ
る任意且つすべてのアカウント取引きシーケンスの最後
の命令フィールド中に含まれる。端末動作のための動作
シーケンス・リスト定義 ＣＷＲＦｎ：制御語レジスタ、フィールドｎＡＣＣＴ：
アカウント番号ＰＩＮ：個人同定番号 ＰＩＮＯＦＦ：個人同定番号オフセット Ｋ：マスタ鍵 ＰＩＮＴＲＵＥ：真の個人同定番号 Ｍｎ：第ｎ番目のメッセージ ＴＳＩ：現在の端末ステータス情報 Ｅ／Ｄユニット４２一１：暗号／解読ユニット４２−Ｉ
コントローラの動作次に後出のコントローラ動作のため
の動作シーケンス・リストを参照するに、リストのため
のへッダは動作の本文中で使用される定義を指定してい
る。

端末動作のための動作シーケンス・リストの場合の如く
、リスト中の段階は第５Ａ図及び第５Ｂ図中の機能ブロ
ックの番号に対応する。しかしながら以下の説明ではコ
ントローラ動作の動作シーケンス・リスト並びに第２Ａ
乃至第２Ｄ図のハードウェア・ダイアグラムが専ら参照
される。再びコントローラ動作のための動作シーケンス
・リストは端末動作のリストと同様に各段階に必要とさ
れる実質的シーケンスを指定する。これ等のＲＯＭ４０
一１もしくはＲＯＭ４０−２中のいずれかでこれ等の命
令が具体化される正確な方法は使用される正確なハード
ウェアに依存してシステム設計者迄の問題である。従っ
て各段階は通常本釆直列である複数個の個々のマイクロ
プログラム・シーケンスを含む。即ち１つの段階の終了
には次の順次段階のアクセス及び実行が続く。このシー
ケンス中の唯一の分岐点は第５Ａ図及び第５Ｂ図の制御
の流れ図でより明確にされ得る如く段階６及び８におい
て生ずる。従ってＴＣＭＰＸへの入力の大部分はシステ
ムに次の動作が開始され得る事を信号するステータスも
しくはジョブ完了信号である。次に動作ンーケンス・１
」ストの段階１を参照するに、コントローフリ・ードウ
ヱア資源は適切に初期設定され、新しい端末の活動の支
持が開始され、種々のレジスタ６，７，８，９及び１０
のリセットを生ずる。

マスタ鍵を含むレジスタ１１はマスタ鍵が固定システム
・パラメータであるのでリセットされない事に注意され
たい。システムの構造上の細部に依存し、個々のレジス
夕は端末回路網インターフェイスもしくはＥ／Ｄユニッ
ト４２一２から新しい情報が導入される時に川こリセッ
トされる必要は必ずしもない事に注意されたい。これ等
のインターフェイス及びユニットが１つの段階でリセッ
ト及び新情報の導入を効果的に遂行し得る。コントロー
ラ・シーケンスは通常端末回路網インターフェイス（Ｔ
ＮＩ）から端末の１つがコントローラによる認可動作を
必要とするアカウント取引きを要求した事を決定する事
によって出発される。

これはＴＮＩから出現してＴＣＭｍＸのフィールド川こ
導入する線ＴＣＭＰＸＯを上昇させる段階２、１におい
て、ＣＷＲのフィールドＦ川ま勿論ＲＯＭ４０−２のＭ
ＤＲ中の特定のデータ語からロードされ、認可活動を要
求している任意の端末からのメッセージＭ，：ＡＣＣＴ
の受取りを制御しＴＮＩをロック・アップする。ＣＷＲ
のフィールドＦＩＩはメッセージＭ，をレジスタ６にロ
一ドせしめる。段階２．２はＣＷＲフィールドＦＯを介
して上記端末からの地＝ＥＫ′（ＡＣＣＴ）の受信を制
御する。

ＣＷＲのフィールドＦ１ ３はふらをレジスタ７へロー
ドせしめる。次いでシステムは段階２．３に進行する。
段階２．３でＣＷＲのフィールドＦＯ‘ま与えられた端
末からのＭ３＝ＥＫ′（ＴＳＩ）の受取りを制御する。

ＣＷＲのフィールドＦ１２はメッセージＭ３をレジス夕
８へロードせしめる。この時点で端末からの必要とされ
る情報はすべて受取られて、コントローフ・ユニットの
認証部へロードされており、システムは現在端末に居る
カストマの認証を決定するための種々の計算に進む準備
状態にある。 ′段階３で夫々ＣＷＲに現われる
フィールドＦ１２，Ｆ１６及びＦ２はしジスタ６の内容
（Ｍ，）及びレジスタ１１の内容（Ｋ）をＥ／Ｄユニッ
ト４２−２にロードせしめる。

ＣＷＲ中に現われるフィールドＦ２は次いでＥ／○ユニ
ット４２−２の動作を開始し、マスタ鍵Ｋを使用してＭ
．を暗号化する。ＣＷＲのフィールドＦ１４は次いで結
果Ｋ′＝ＥＫ（Ｍ，）をレジスタ９に記憶せしめる。次
いでシステムは段階４へ進行する。段階４においてＣＷ
Ｒに現われるフィールドＦＩ１，Ｆ１４及びＦ２はしジ
スタ６の内容（Ｍ，）及びレジスタ９の内容Ｋ′＝（Ｐ
ＩＮＴＲＵＥ）をＥ／Ｄユニット４２−２にロードせし
める。

次いでＣＷＲのフィールドＦ２は他のＥ／Ｄユニット動
作を開始し、計算された鍵ＰＩＮＴＲＵＥを使用してＭ
，を暗号化する。現在の鍵Ｋ″＝ＰＩＮＴＲＵＥは与え
られた端末に関連するその後のコントローラ動作に使用
するためＥ／Ｄユニット４２−２内の内部記憶装置に保
持される。ＣＷＲ中のフィ−ルドＦ１４は結果Ｍ２′＝
ＥＫ″（Ｍ，）をレジスタ９中に記憶せしめる。従って
、この段階においてはメッセージＭ，として端末から受
取られたアカゥント番号（ＡＣＣＴ）が計算された鍵Ｐ
ＩＮＴＲＵＥを使用して暗号化され、メッセージＭ２′
を発生する事は明らかであろう。次いでシステムは段階
５に進行する。段階５で、ＣＷＲ中に現われるフィール
ドＦ１２及びＦ２はしジスタ８の内容（Ｍ３）をＥ／Ｄ
ユニット４２−２へロ−ドせしめる。

ＣＷＲのフィールドＦ２は次いで鍵ＰＩＮＴＲＵＥを使
用してＭ３の解読サイクルを開始する。ＣＷＲのフィー
ルドＦ１ ５はここでＴＳｒ＝ＤＰ…ＴＲＵＥ（Ｍ３）
として参照される結果をレジスタ１０中に記憶させる。
次いでシステムは段階６に進む。段階６で、分岐条件テ
ストが設定され、ＲＯＭ４０一２からのテスト条件選択
線は１にセットされ、これによって認証セクション中の
比較ブロックから到来するＴＣＭｍＸ３６への入力１が
選択される。ＲＯＭ４０一２のＭＤＲからの次のアドレ
ス選択線が状態遷移制御ブロック２３中の論理回路をも
しレジス夕７（Ｍ２）及びレジスタ９（Ｍ２′）の内容
の比較が成功すれば（一致すれば）制御を段階７へ移し
、不成功ならば段階１ル、移す様にセット・アップする
。類似のテストＴＳＩ′＝ＴＳＩ″が遂行され得る。

ここで後者はもし特定の端末のＴＳＩの任意がサービス
されているのであればコントローラのメモリ中にある。
この様な検証の詳細は省略される。もし比較が成功しな
いと、制御は同様にして段階１０へ移される。制御がこ
のシーケンスで段階７へ分岐したと仮定すると、ＣＷＲ
中に現われるフィールドＦ川ま端末回路網インターフェ
イスをアクチベートし、端末にカストマ認証の成功を知
らせる。

この通知は丁ＳＩ′を含み得鍵Ｋ′′を使用して暗号化
されるべきである。この詳細は図示されていない。シス
テムは次いで段階８へ進行する。段階８中で主として全
システム・モードがオン・ラインであるか、即ちホスト
がアカウント取引き処理を遂行するのか、もしくは動作
モードがオフ・ホストで、取引きがコント。

−ラ内で遂行されるのであるかどうかを決定するために
第２の分岐テストがなされる。このテストを行うために
、ＲＯＭ４０一２中の記憶装置データ・レジスタ（ＭＤ
Ｒ）中のテスト条件選択フィールドは３にセットされ、
これによってＴＣＭ円Ｘ３６の入力３が状態遷移制御ユ
ニット２３へ通過される様に選択される。ＴＣＭＰＸ３
６の入力３はＲ／Ｔ２からの線に接続されている。次の
命令はＣＷＲのフィールドＦ３をしてＲ／Ｔ２をアクチ
べ−トせしめ、ホスト計算機にシステム・モード・ステ
ータスを質問せしめる。ＲＯＭ４０一２のＭＤＲに接続
された次のアドレス選択線は状態遷移制御ユニット２６
の論理装置をもしホスト計算機がダウンしているか、或
る外の理由でオフ・ラインならば制御を段階９に移し、
もしオン・ラインならば段階１１へ移す様セット・アッ
プする。ホストがオフ・ラインであると仮定すると、段
階９に導入される。

この段階で、オフ・ホストのアカウント取引き動作シー
ケンスの開始位置に対応するアドレスは分岐アドレス線
及びＲＯＭ４０−２のＭＤＲの適切なフィールドを介し
て制御記憶装置シーケンス・ユニットヘロードされる。
これによって制御はオフ・ホスト・アカウント取引きを
サポートするコントローラ動作を処理するためのオフ・
ホスト動作シーケンスに移される。コントローラのオフ
・ホスト取引き処理セクション中のネカテイブ（無効）
ファイル２５及び演算ユニット２４として示されたブロ
ックは種々のオフ・ホスト動作の例示にすぎない事を注
意されたい。ネカティブ（無効）ファイルの機能は明ら
かであり、該ファイル中の会員名簿に基づいて棄却を与
えるものである。演算ユニット２４は個々のカストマ・
アカウント中のアカウントの残引残高等をモニタするの
に使用される。これ等の２つのユニットへのＣＷＲ入力
及びＴＣＭＰＸ３６出力は単に全システム動作を制御す
るために使用される開始及び終了パルスの例として示さ
れたものである。しかしながらこの様なアカウント取引
きは本発明の部分を構成しないので、さらにその説明は
不要であろう。現金の発行の如き端末関連活動を遂行す
るための端末への認証は鍵Ｋ″の下に暗号化され、Ｅ／
Ｄユニット４２一２、ＣＷＲ等への適切な命令（示され
ず）によって端末へ送られる。与えられたカストマのた
めのアカウント取引きの完了に基づき、制御は段階１２
へ戻される。この段階は最も簡単な場合、ＲＯＭ４０−
２がコントローラの待機状態に対応する分岐アドレスを
ＲＯＭ４０−２のＭＤＲへロードする終結段階である。
これによって端末回路網インターフェイスはモニタリン
グ状態に復帰され、ここでインターフェイスは任意のサ
ービス要求に対し種々の端末接続をモニタする。ここで
、段階６の分岐条件がシステムを段階１０へ分岐せしめ
、ＣＷＲに現われるフィールドＦＯは端末回路網インタ
ーフェイスをアクチベートして端末、従ってカストマ。

インターフェイスに存在する受理／拒否ディスプレイ３
４に対しカストマの認証が不成功である事を知らせたと
仮定する。この段階の終了はシステムを段階１２へ戻し
、これで認証動作は終了し、コントローラの動作も終了
する。もし段階８の分岐条件テストがホストのオン・ラ
イン活動によって段階１１へ導入せしめたのであるなら
ば、次いでＣＷＲのフィールドＦＯ及びＦ３はオン。ラ
イン・アカウント処理を行うため端末をホストにＩＪン
クする様ＴＮ１２７及びＲ／Ｔ４１−２中のデータ経路
を設定する。この段階の終了は制御を上述された段階１
２へ戻さしめる。コントローラ動作のための動作シーケ
ンス・リスト定義 ＣＷＲＦｎ：制御語レジスタ、フィールドｎＡＣＣＴ：
アカウント番号ＰＩＮ：個人同定番号 ＰＩＮＯＦＦ：個人同定番号オフセット Ｋ：マスタ鍵 ＰＩＮＴＲＵＥ：真の個人同定番号 Ｍｎ：策ｎメッセージ ＴＳＩ：現在の端末ステータス情報 Ｅ／Ｄユニット４２−２：暗号／解読ユニット４２−２
以上のコントローラの動作の説明で本発明の好ましい実
施例、特に現金発行端末等において使用される実施例が
完了する。

本明細書でベクトルＴＳｒとして説明されたＴＳＩの解
読値に対しては特定のシステムの使用法は示されなかっ
た事に注意されたい。

解読動作は認証部で遂行されるが、このステータス情報
の特定用途はシステム設計者の問題であり、すでに一般
的用途は説明されたので、さらに説明の要はないであろ
う。ＰＩＮＴＲＵＥの計算は十分に大きく、従って安全
な暗号動作を得るための便法としてＰＩＮＯＦＦとＰＩ
Ｎの関数的結合として示されたが、ＰＩＮＴＲＵＥは完
全に記憶化された個人同定番号であってもよい事を理解
されたい。

本発明の他の明らかな拡張もこの分野の専門家にとって
は明らかであろう。〔発明の効果〕本発明はカストマの
認証のための高度に安全なシステムが使用される事を必
要とする場合に銀行産業における現金発行端末装置及び
小売業界におけるクレジット認証、セールス・ポイント
端末装置等と共に使用されるのに特に適している。

この様な端末装置がいよいよ設置されている様な実質上
管理出来ない場所という観点より、同様にこの様な端末
を操作する要員が高度のシステム機密保持の関与許可を
持っていないという事実のために、システムのためのマ
スタ暗号鍵は決して端末に保管されない事もしくは端末
をホスト計算機に接続する通信チャンネルには現われな
い事が高度に望まれる。本発明は現金発行端末と実質上
同様にして認証の成功が導入扉等を開かしめる施設への
接近を制御するのにも使用され得る。

同様に本発明システムの変形はユーザがシステムを正式
に使用する事が許可される前に認証手続きが必要とされ
る多くの遠隔端末を有する計算機の使用のために比較的
容易に適用され得る。

従って一度適切に認証されたアカウント番号は端末、ホ
スト計算機内の種々のファイルへのアクセスを制御し得
、同様にＣＰＵ時間のための適切な料金のための手順を
設定し得る。一般に、本発明のシステムは最近顕芽をみ
た電子的資金輸送産業において広汎な応用を有し、本発
明の多くの他の特定の用途も明らかに可能となろう。

【図面の簡単な説明】

第１図は本発明の暗号系アーキテクチュアが組込まれる
端末駆動計算機システムの全体の高レベル・フロック図
である。 １・…・・ホスト計算機、ＣＩ〜ＣＭ・・・・・・コン
トローラ、ＴＩ〜ＴＮ・・・・・・端末装置。 第２図は第２Ａ図乃至第２Ｄ図の組識図である。 第２Ａ図乃至第２Ｄ図は第１図におけるコントローラ・
フロックの詳細な機能ブロック図である。１・・・・・
・ホスト計算機、ＴＩ〜ＴＮ−・・・・・端末装置、２
７・・…・端末回路網インターフェイス、Ｒ６〜１１・
・・・・・レジスタ、Ｒ／Ｔ４１一２・・・・．・受信
／発信装置、Ｅ／Ｄ４２−２・・・・・・暗号／解読装
置、２１・・・・・・比較装置、２２…・・・システム
。 ブロック発生器、２３・・・・・・状態遷移制御装置、
２６・…・・制御記憶装置シーケンサ、ＣＷＲ・・・・
・・制御語レジスタ、３６・・・・・・テスト条件マル
チプレクサ。第３図は第３Ａ図乃至第３Ｄ図の組識図で
ある。第３Ａ図乃至第３Ｄ図は第１図における端末ブロ
ックの詳細な機能ブロック図である。第４図は第４Ａ図
及び第４Ｂ図のための絹識図である。第４Ａ図及び第４
Ｂ図は認証手順中端末において生ずる動作のシーケンス
図である。第５図は第５Ａ図及び第５Ｂ図の組織図であ
る。第５Ａ図及び第５Ｂ図はコントローラ内で生ずるオ
フ・ホスト認証手順中の動作シーケンスを示した図であ
る。Ｆ翼Ｑ−亀ＦＩＧ．２Ａ ＦＩＧ．２８ ＦＩＧ．２ ＦＩＧ．２Ｃ ＦＩＧ．２０ ＦＩＧ．３Ａ ＦＩＧ．３８ ＦＩＧ．３ ＦＩＧ．３Ｃ ＦＩＧ．３０ ＦＩＧ．ムＡ ＦＩＧ，ムＢ ＦＩＧ，５Ａ ＦＩＧ，５Ｂ

Claims (1)

1. 【特許請求の範囲】 １ 個人同定基準を受け入れる装置及び暗号兼解読装置
   を各々が含み、且つ中央計算装置に各々が接続されてい
   る一連の遠隔端末装置におけるユーザの認証を与えるた
   めの個人同定システムにおいて、 上記遠隔端末装置は
   、 上記ユーザが挿入したカードからデータを読み出す装
   置と、 上記遠隔端末装置自体には存在しない基本的暗
   号化鍵を鍵とする暗号化によって上記データと関係付け
   られた上記ユーザに固有な鍵を、上記ユーザが個人同定
   番号を入力することに応じて生成する装置と、 上記ユ
   ーザに固有な鍵を鍵として上記データを暗号化する装置
   と、 上記データおよび上記データを暗号化して得たも
   のを上記中央計算装置に送信する装置とを有するように
   し、 上記中央計算装置は、 上記基本的暗号化鍵を利
   用して上記データから上記ユーザに固有な鍵を生成する
   装置と、 このように生成された上記ユーザに固有な鍵
   と、 上記遠隔端末装置から送信されてきた上記データ
   および上記データを暗号化したものとから上記個人同定
   番号およびデータの間の関係を暗号的に検証する装置と
   、 上記検証に応答して受理または拒否信号発生する装
   置とを有するようにしたことを特徴とする個人同定シス
   テム。