JPS61188666A - 個人識別番号認証方法 - Google Patents

個人識別番号認証方法

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JPS61188666A
JPS61188666A JP60283219A JP28321985A JPS61188666A JP S61188666 A JPS61188666 A JP S61188666A JP 60283219 A JP60283219 A JP 60283219A JP 28321985 A JP28321985 A JP 28321985A JP S61188666 A JPS61188666 A JP S61188666A
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    • G07F7/10—Mechanisms actuated by objects other than coins to free or to actuate vending, hiring, coin or paper currency dispensing or refunding apparatus by coded identity card or credit card or other personal identification means together with a coded signal, e.g. in the form of personal identification information, like personal identification number [PIN] or biometric data
    • G07F7/1016—Devices or methods for securing the PIN and other transaction-data, e.g. by encryption
    • G—PHYSICS
    • G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
    • G06Q—INFORMATION AND COMMUNICATION TECHNOLOGY [ICT] SPECIALLY ADAPTED FOR ADMINISTRATIVE, COMMERCIAL, FINANCIAL, MANAGERIAL OR SUPERVISORY PURPOSES; SYSTEMS OR METHODS SPECIALLY ADAPTED FOR ADMINISTRATIVE, COMMERCIAL, FINANCIAL, MANAGERIAL OR SUPERVISORY PURPOSES, NOT OTHERWISE PROVIDED FOR
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    • H04L9/3226—Cryptographic mechanisms or cryptographic arrangements for secret or secure communications; Network security protocols including means for verifying the identity or authority of a user of the system or for message authentication, e.g. authorization, entity authentication, data integrity or data verification, non-repudiation, key authentication or verification of credentials using a predetermined code, e.g. password, passphrase or PIN
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  • Financial Or Insurance-Related Operations Such As Payment And Settlement (AREA)
  • Control Of Vending Devices And Auxiliary Devices For Vending Devices (AREA)

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】 Ａ、産業上の利用分野 本発明はカードの不正使用を防止する技術に関し、さら
に詳しくいえば、ユーザの秘密の個人識別番号（以下、
ＰＩＮという）を用いた認証の技術に関する。
Ｂ、従来技術 端末の一般的なものにはメモリカードを発行する銀行に
接続されるＡＴＭ（Ａｕｔｏｍａｔｅｄｔｅｌｌｅｒ　
ｍａｃｈｉｎｅ　）またはＰ　ＯＳ　（Ｐｏ１ｎｔｏｆ
　　５ａｌｅ）がある。メモリカードとは、現行の磁気
ストライプカードよりも記憶容量の大きいカードであっ
て、カード上にマイクロプロセッサを組み込んでいない
という点でいわゆるスマート（Ｓｍａｒｔ）カードとは
異なるものである。
本発明が解決しようとするのは、］１ｌｉＦＴ　（Ｅｌ
ｅｃｔｒｏｎｉｃ　　ｆｕｎｄｓ　　ｔｒａｎｓｆｅｒ
）システムやＰＯ８端末のためのユーザのメモリカード
の認証の問題である。本発明はラルフ・メルクル（Ｒａ
ｌｐｈ　　Ｍｅｒｋｌｅ　）により最初に提唱された“
トリー認証（ｔｒｅｅ　ａｑｔｈｅｎｔｉ　　ｃａｔｉ
ｏｎ）”に基づいている。
このメルクルによる米国特許第４３０９５６９号はメツ
セージ認証のためにディジタル式署名を提供する方法を
開示している。この方法は゛秘密の番号に関して認証ト
リー関数すなわち一方向性関数（ｏｎｅ−ｗａｙ　　ｆ
ｕｎｃｔｉｏｎ）を利用している。
この方法は、Ｘ、ａＩｘｌ、ｘｌ、ｘｌ・・・・、ｘｌ
ｎｌ　　　　１１　　　１２　　　１３ であるような秘密番号Ｘ、を生成し、Ｙ、＝Ｆ（Ｘ、　
）１　　　　　　　　　、、　　　　　　１　　　　　
　　１を計算し、Ｘｉの部分をディジタル署名として受
信側に送るというタイプのディジタル式署名を提供する
ものである。この方法の特徴は、一方向性関数Ｙ、を有
する認証トリー関数を認証トリーに備えたことである。
認証トリーの根および認証トリー関数は受信側で認証さ
れる。Ｙ、および認証トリーの対応する認証経路値は送
信側から受信側に送られる。最終的には、Ｙｉと認証ト
リーの残シとの間で認証トリー〇認証経路を計算するこ
とによってＹ、が受信側で認証される。この方法はディ
ジタル式署名を実現しメツセージの正しい内容を認証す
る手段として、特に、アイ・イー・イー・イー・トラン
ザクション・オン・インフォメーション・セオリ（Ｉ　
ＥＥＥ　　Ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ　　ｏｎＩｎｆｏｒ
ｍａｔｉｏｎ　　Ｔｈｅｏｒｙ）第１Ｔ−２２巻第６号
、１９７６年１１月、第６４４頁ないし６５４頁の“二
ニー・デイレクションズ・イン・クリプトグラフィー（
Ｎｅｗ　　Ｄｉｒｅｃｔｉｏｎｓ　　ｉｎＣｒｙｐｔｏ
ｇｒａｐｈｙ　）”においてディフィー（Ｄｉｆｆｉｅ
　）外によって提案された公開キー暗号システムを改善
することを意図したものである。
上記文献に開示された機構によれば、３ビツトのサイズ
を有するメツセージｍをあられすには、Ｆ（ｘρ＝ｙ　
　、Ｆ’　（ｘ’　）　”　ｙ　　、・・・・、Ｆ（＊
　　）＝ｙ　　を計算１　　　　　２　　　　２　　　
　　　　　　　ｓ　　　　　ｓする必要がある。送信側
と受信側はベクトルＹ＝ｙ１、ｙ２、・・・・、ｙ　に
関して了解することであるう。もしｍＯｊ番目のビット
が１であれば、送信側はＸ、を示すであろうが、もしｍ
のｊ番目のビットがゼロであれば、送信側はｘ、’に示
さないであろう。要約すると、ｍの各ビットは個別的に
示されるのである。受信側でｍが変更される可能性。
？なくすため、上記機構によれば、ｍの２倍の長、さを
有し、ｍとｍの補数とがビット的に連結された新しいメ
ツセージｍ′が示される。これは、もとのメツセージに
おける各ビットｍ、が２ビツト（コ そのうちの一方は受信側では変更されないであるう）で
あられされるということを意味している。
Ｃ０発明が解決しようとする問題点 上記ディフィーによる公開キー暗号方式についてメルク
ルが指摘した主な問題は、それが−組のユーザの間でし
か実用的でなかったということである。そこで、メルク
ルは従来の暗号機構のセキュリティに具備するよりなよ
り一般的に適用できる署名システムを提供した。しかも
メルクルの認証トリーはディフィの方式より必要な記憶
量が少なくてすむ。メルクルは、ｍビットのｎ個の値は
ｍｌｏｇ２（ｎ）ビットの秘密でない情報だけに基づい
て認証できるということを示した。メルクルの抽いた一
方向性関数はｍ　＝”１００を要求するものであった。
本発明の目的は、特にＥＦＴ端末またはｐｏｓ端末に適
用できるより改善された個人識別番号認証方法を提供す
ることにある。
Ｄ０問題点を解決するための手段 この目的を達成するため、一方向性関数に基づく認証ト
リーを用いて個人識別番号の認証を行う多重端末システ
ムにおいて秘密キーと認証トリーにおける経路を表わす
指標状況値とを記憶するカー下を使って個人識別番号を
認証する本発明の方法は、（ａ）個人識別番号と、カー
ドから読み取られる秘密キーと、に基づいて認証パラメ
ータを計算するステップと、（ｂ）葉から根へ向かう一
方向性関数に基づく認証トリーにおける経路を表わすカ
ードに記憶された指標状況値を使って認証パラメータを
検証値にマツピングするステップと、（ｃ）端末に記憶
されている大域的検証値とステップ（ｂ）で得られた検
証値とを比較するステップと、（ｄ）ステップ（ｃ）に
おける比較結果た基づいて個人識別番号を認証するステ
ップと、より成ることを特徴とする。
Ｅ、実施例 はじめに本発明の実施例を概説する。
実施例によれば、一方向関数を有する改善された認証ト
リー関数を用いて多重端末システムにおけるオフライン
個人認証の技術が提供される。認証される人はその人の
ＰＩＮおよびメモリカードを多量端末システムにおける
１つの端末に入れる。
ＰＩＮおよびメモリカードから読み取られた情報は認証
パラメータの計算に使用きれる。そうして計算された認
証パラメータは一方向性関数を用いて検証値すなわち認
証トリ二の根にマツピングされる。計算された認証パラ
メータをマツピングすることにより得られたこの検証値
はその端末に記憶された大域的な検証値と比較される。
実施例においては、認証トリーの機密保護はｍ＝５６の
ＤＥＳ（Ｄａｔａ　　ＥｎｃｒｙｐｔｉｏｎＳｔａｎｄ
ａｒｄ　）で実現される。すなわち、ＤＥＳキーの作業
因子の徹底追及と等価である。システム侵入のための作
業因子生成によってなされる。もしＹ、Ｙ　　・・・・
、Ｙがアルゴリズムで認証され１２ゝ　　　　ｎ るｎ個の値をあられすなら、秘密でない大域的な検証値
は、これらｎ個の全ての値を生成する１つのアルゴリズ
ムによって計算される。公開キーのアプローチでは、公
開キーと秘密キーとのペアが生成されれば、他のメモリ
カードに記憶されたパラメータに全く依存することなく
１つのメモリカードに記憶する適切な数量を生成するの
に秘密キーを使用できる。すなわち、ｎ＋１番目のユー
ザをリストに付加する場合は公開キーと秘密キーとのペ
アの再計算は必要でなく、その新しいユーザのメ％’ｌ
Ｊカー゛ドに記憶すべき適切な数量を生成するようにし
てこれらのキーを使用できる。実施例においてＤｇＳ方
式を用りる場合は、新しい大域的検証値を再計算しな□
ければｎ＋１番目のユーザをリストに加えることはでき
ない。
この問題を解決する方法はいろいろある。成る銀行がた
ふぇば、ユーザのＰＩＮおよびカードの秘密が漏洩され
た場合にユーザに新しいＩＤを割シ当てようとするとき
は、認証すべきｎ個の値のもとのリストは１０−また″
は２（ｌの余分のＩＤと認証すべき関連する値Ｙとを含
むことができる。
この場合、ＰＩＮおよびメモリカードの秘密が漏洩され
ると、そのｒＤは無効化され新しいＩＤがユーザに割り
当てられて新しいＰＩＮおよびメモリカードが既に利用
可能な計算済の値の１つを使って発行される。前のＩＤ
は各端末で“ホットリスト１に記憶され１．端末のとこ
ろのユーザを認証する過程でこの“ホットリスト”をチ
ェックして使用されているＩＤが有効でないことを確か
める。
これに対し、銀行がユーザに新しいＩＤを割り轟てるこ
とができな込とき（すなわち、ＩＤがそのユーザの生存
中不変であるとき）は、ｎ個の値のセットを２つ以上設
けることができ、大域的な検証値が２つ以上その端末に
記憶される。第１の検証値のためのＰＩＮおよびカード
の秘密が漏洩されたときにのみ、第２の検証値のための
新しいＰＩＮおよび新しいメモリカードがユーザに割シ
当てられる。さらに、第２の検証値のためのＰＩＮおよ
びカードの秘密が漏洩されたときにのみ、第３の検証値
のためのＰＩＮおよびメモリカードがユーザに割り当て
られる。再び１ホツトリスト”をチェックして使用され
ているＰＩＮおよび計算された認証パラメータが無効で
ないことを確認する。この他、値の２つのセットのみを
保有することもできる。３枚以上のカードが発行される
ユーザはｔ４とんどないという傾向があるので、これら
のケースは端末において認証テニブルを使って例外とい
うことで処理でｉる。数百側のエントリを保持できるこ
のテーブルは、ユーザのＩＤ”およびそのユーザの認証
パラメータを有する。この認証パラメータはユーザのＰ
ＩＮと、メモリカード上に記憶された秘密キーおよび秘
密でないデータと、端末にある大域的秘密キーとから計
算される。
実施例に基づく方法も、認証アルゴリズムに必要な秘密
でないデータを記憶するのにメモリカード上にかなシの
記憶容量を要する。大雑把にいうと、たとえばオフライ
ンの認証を必要とするユーザが２　人いるとすると、各
カードは認証アルゴリズムに必要な秘密でない５６×ｍ
ビットのデータを記憶しなければならない。そのメモリ
カードはさらに５６ピツトの秘密キーと、計算の”経路
″を表わすｎビットの値（後述する指標状況値）とを記
憶しなければならない。メモリカードに記憶されるデー
タの量はユーザの人数に依存する（すなわち、これはｍ
に依存する）ということに留意されたい。たとえば、銀
行のユーザが１００万人いるとすると（大雑把にいうと
２２０人）、メモリカードに記憶するのは５６Ｘ２０＝
１１２０ビツトと、５６ピツトのキーと、２０ビツトの
“経路”情報（指標状況値）である。しかしながら、こ
のアルゴリズムはメモリカードにおけるビット数はユー
ザの人数に関する２を底とする対数でしか増加しないと
いう特性を持っている。したがって、銀行が２００万人
のユーザを・サー、ビスしたいときでもメモリカードに
余分に記憶するのは５６ピツトでよい。十分な記憶容量
を有するメモリカードなら、公開キ一方式とほぼ同程度
の簡単さでＤＥＳ方式を用いることができる。たとえば
ライペス）　（Ｒｉｖｅｓｔ　）、シエー”Ｔ　　（Ｓ
ｈａｍｅｒ　）およびアドルマン（Ａｄｌｅｍａｎ　）
による公開キーアルゴリズムではカード上に記憶される
のは４００ピツトの値である。これは、本実施例に必要
な１２００ないし１６００ビツトよりも少ないが、４０
０ビツトぐらいになればどうしてもメモリカードが必要
である。換言すれば、現行の磁気ストライプカードでは
公開キ一方式を使うことはできない。
本発明に基づくアプローチはその効果が実証されている
ＤＥＳ方式に基づくものであるが、公開キ一方式をも使
用できるという利点がある。
以下、図面を参照しながら実施例を詳述する。
最初にＰＩＮの秘密性について考える。暗号化されたＰ
　ＩＮ（これ’１ＥＰＩＮと表わすことにする）が式（
１）のように計算されるものとする。
（Ｅ　　　（ＩＤ））　　　　　　（１）ＫＧｂｌ　　
　　ＰＩＮ ここで、ＰＩＮは入力されるＰＩＮＳＩＤはユーザ識別
子、ＫＧｂｌは各端末に記憶された大域的な秘密キーで
ある。認証パラメータＡ？は式（２）のように計算され
るものとする。
Ａｐ＝ＲＴｓｓ［：ｇ　　　　　　　（ＩＤ）ｅ）ＩＤ
：］　　　（２）ＫＰ■ＥＰＩＮ ここで、ＫＰはメモリカード（以下、単にカードという
）に記憶されたユーザの秘密キーで、ｌ、記号”′■″
は非他的ＯＲ機能を表わし、関数“ＲＴ５６”はこの関
数の独立変数によって示される２進変数の右端５６ピツ
トを抽出するというものである。式（２）はＰＩＮ？代
わりにｇ、ＰＩＮを用いる。これは、紛失しまたは盗難
されたカードから端末における公開の検証値を使ってＰ
ＩＮが電子的な高速の試行錯誤により導出されることの
ないようにするためである。式（２）かられかるように
、単に、式（１）を用いて新しいＥＰ　ＩＮを計算し、
式ＥＰ新＝ＥＰ　ＩＮ新■ＫＰ、日■ＥＰＩＮ、日によ
って新しいＫＰを計算し、新しいＫＰの値Ｋ　Ｐ　新の
書き込まれた新しいカードを発行することにょって新し
いＰＩＮを発行することができる。
トリ認証の方法は２進トリーを利用する。２個Ｏ最終的
なエレメントすなわち葉を有するトリーにおいて、トリ
ーの根から各々の葉に至る経路は２　個存在し、したが
ってレベル間にはｍ個の遷移が存在する。ｍ−３の場合
のトリーを以下に示す。
レベル３ｘｘｘｘｘｘｘｘ レベル２　　　×　　　　　　　　　×　　　　×レベ
ル１　　　　　　ｘ　　　　　　　　　　ｘレベル０　
　　　　　　　　　× 左の枝を“０”で表わし右の枝を“１”で表わせばこの
トリーは下記のようになる。
レベル３　　０１０１０１０ル ベル２０　　　　１　　　　０　　　　　ルベル１　　
　　　０　　　　　　　　　ルベル００ トリーに沿う経路は“１″および“０”のストリングと
して表わすことができる。たとえば、根から始めて左の
枝に上がうて次に右の枝に上が９さらに右の枝に上がる
とすると、この経路は番号１１０で与えられる。このよ
うに、これらの番号０００．００１、・・・・、１１１
はそれぞれこの２進トリーにおける８つの経路の１つを
表わす。これらの番号はこのトリーの最高位レベルにお
ける指標状況値（２進の番号）を示している。指標状況
は常にレベル０から始ま□る。
ここで、解決すべき問題が、ｎ＋１個の所定の認証パラ
メータＡＰ　　　ＡＰ　　　ＡＰ　　　・山、ＡＰｎＯ
ゝ　　　　１１　　２ゝ のセットから１つの秘密でない検証値Ｖを計算すること
であるとする。この例のため、ｌ　ｏ　ｇ　（ｎ）＝２
０、すな゛わち２２０＝１０４８５７６人のユーザがい
るものとする。もし必要なら（ユーザの人数が成る整数
ｉに対する２Ｎに等しくないときは）、ダミご一エツ・
トリで−）　ＩＪ　本を充てんできるということに留意
されたい。ｎ＋１個のＡＰの値はｌ　ｏ　ｇ　２　（ｎ
）回の繰返しを含む一方向性関数を使って１つの根の値
にマツピングされる。、１回目ではｎ＝１０４８５７６
個の値は５２４２８８個の値にマツピングされ、繰返し
の２回目で５２４２８８個の値が２６２１４４個の値に
マツピングされ、最終的に繰返しの２００回目２個の値
が１個の値にマツピングされる。一方向性関数を適用す
るたびに、２つの５６ビツトの値（それぞれＹ　および
ＹＲＴＴ と表わす；添字Ｌ１、ＲＴはそれぞれ枝の左側、　　　
　′右側を表わす）が１つの５６ビツトの値Ｙ新にマツ
ピングされる（第４図参照）。Ｙ　およびＹＲＴＴ をＹ新にマツピングする適切な一方向性関数を式％式％ ここでＣｉは後出の式（４）で計算される６４ビツトの
変数である。繰返しの１回目で式（３）ヲ使ってＡＰ　
、　ＡＰ　　、および一意的なコードワードＣをＹ新に
マツピングする。すなわちＹＬＴはＡ　Ｐ　ｏでＹ　は
ＡＰ　　である。この出力Ｙ新はＡＰｏｌｌとＲＴ　　
　　　　１ 示すこともできる。次に、ＡＰ２、ＡＰ５および異なる
コードワードＣを式（３）によって対応するＹ新すなわ
ちＡＰ２．３にマツピングする。以下、同様である。繰
返しの２回目でＡＰ　　　％ＡＰ　　　　、およ０．１
２．３ び異なるコードワードＣを式（３）によってＡＰＯｌｌ
、２．３ にマツピングする。これも以下、同様である。以上のオ
ペレーションは単純明解である。したがって合計ｎ回の
計算が存在する。そのようにして生成された最終的な５
６ビツトの値は各端末にｉ己憶され、１つの大域的検証
値Ｖとして使用される。
ｎ＝２２０の場合、ＡＰに関する１０４８５７６個のイ
ｉ、すなわちＡＰｏ％ＡＰ１、Ａ　Ｐ　２、・山・・、
ＡＰ１０４８５７５はこの順序で指定されたテーブル２
０に記憶される。繰返しの１回目で生成された５２４２
８８個の値Ａ　Ｐ　ｏ　、　ｉ、Ａ、　Ｐ　２．３、・
・・・・・、ＡＰ１０４８５７４．１０４８５７５は指
定された次０ｖベルのテーブル（テーブル１９）にこの
順序で記憶される。繰返しの２回目で生成された２６２
１４４個の値Ａ　Ｐ　ｏ、１．２．３、ＡＰ４．５．６
．７．・・・・、ＡＰ１０５８４７２．１０５８４７３
．１０４８５７４．１０４８５７５は指定された次のレ
ベルのテーブル（テーブル１８）にこの順序で記憶きれ
る。以下、同様である。
このように、テーブル２０における値は式（３）による
マツピングを順次的に使って処理されテーブル１９にお
ける値が生成され、テーブル１９における値は式（５）
によるマツピングを順次的に使って処理されテーブル１
８における値が生成される。以下、同様である。
ｎ＝２３の簡単な例でいうと、必要なテーブルは３つで
ある。この場合、値ＡＰｏ、ＡＰ１、・・・・、ＡＰ７
はテーブル５に記憶され、値Ａ　Ｐ　ｏ、１、Ａ　Ｐ　
２．３、ＡＰ　　　　およびＡＰ　　　　は次レベルの
テーブル４．５１６．７ ２に記憶され、値ＡＰ　　　　　　およびＡＰ４．５．
６．７０．１．２．３ ハ次レベルのテーブル１に記憶される。この様子を第２
図に示した。
各々のユーザにはＰＩＮおよびカードが発行される。こ
のカードにはユーザ識別子ＩＤと、一意的な秘密キーＫ
Ｐと、そのユーザの認証パラメニタＡＰから検証値Ｖを
計算できるような情報を含むその他の情報と、が記憶さ
れている。前述の如く、ユーザのＡＰの値はＰＩＮ、Ｋ
Ｐ％　ＩＤ、およびＫＧｂｌの関数である。これは式（
１）および（′２Ｊによって計算される。ｎ＝２　　の
第２図の例では、検証値Ｖを計算するのに必要なカード
に記憶された上記その他の情報は３つのテーブル（テー
ブル１．２、および３）の各々から選択された５６ビツ
トの値と、テーブル６におけるユーザのＡＰに関する３
ビツトの指標状況値とを含む。
カードに記憶する５６ビツトの値をどのテーブルから選
択すべきかを決めるルールはテーブル３におけるＡＰに
、関する指標状況値による。たとえば、もしＡＰ２が認
証すべき認証パラメータであるなら、この３ビツトの指
標状況値は２進０１０であり、値ＡＰ、ＡＰ　　　、Ａ
Ｐ Ｏ１１４，５，６，７゛およ びこの指標状況値０１０が検証値Ｖを計算するのにカー
ド記憶しなければならない必要な情報である。このトリ
ーの根（すなわち検証値Ｖ）を得るための選択された経
路の例を示すのが第３図である。第６図は、テーブル１
ないし３の指標状況値と、各テーブルにおける各指標状
況値に関連するＡＰとを示す。この例でいうと、指標状
況値の始点は０１０であシ、ＡＰの値はＡＰ２である。
このトリ÷をなぞる経路は三角で囲ったＡＰの値によっ
て表わされる。一方、カードに記憶されるＡＰの値は四
角で囲んである。３つの値ＡＰ、ＡＰ　　　、およ３０
．１ びＡ　Ｐ　４．５．６．７を選択するルールは前述のと
おシであるが、具体的には次のようになる。ＡＰ２に関
する指標状況値０１０から始めると、その右端のビット
が反転されその３ビツトの番号０１１がテーブル３から
選択されるＡＰの値の指標状況値として使用される。し
たがってＡ　Ｐ　３が選択される。便宜上、テーブル３
から選択される値Ａ　Ｐ　３を、そのテーブルの番号を
添字さして有するようなたとえばＹ３で表わすことにす
る。番号０１１は右方に１ビツトだけシフトされ０１が
生成される。ここで再び右端のビットを反転し、その２
ピツトの番号ｏｏを、テーブル２から選択されるＡＰの
指標状況値として使用する。したがってＡ　Ｐ　ｏ、１
が選択される。便宜上、値ＡＰｏ、１を先と同様ＫＹ２
と表わすことＫする。番号ＯＯ！ｌｉ右方にさらに１ピ
ツトだけシフトされ０が生成される。ここで再び右端の
ビットを反転し、その１ピツトの番号１を、テーブル１
から選択されるＡＰの指標状況値として使用する。した
がってＡＰ４．５．６．７が選択される。先と同様、値
ＡＰ４．５．６．７を便宜上Ｙ１と表わすことにする。
以上、関連するＡＰがＡＰ２である場合を例にして、カ
ードにどのような値が薔き込まれるかを示した。この例
でいうと、Ｙ３＝ＡＰ３、Ｙ　２　＝　Ａ　Ｐ　ｏ、１
、Ｙ１＝ＡＰ４．５．６．７、および指標状況値＝０１
０がカードに書き込まれる値である。ｎ＝２２０、すな
わち、１０４８５７６枚のカードがユーザに発行される
場合は、各々のカードに書き込まれるのはＹ　　、Ｙ　
　　・・・・、Ｙｌ　と、認証すべきＡＰに２０、　　
１９’ 関するテーブル２０における２０ピツトの指標状況値で
ある。このように、カードに記憶される情報量は可変で
あシこれは認証すべきユーザのＡＰの個数（したがって
認証トリーのサイズ）に依存する。
ＡＰ、Ｙ３、Ｙ２、Ｙｌ、および指標状況値から検証値
Ｖを計算するのは次のようにして行われる。
この計算はカードホールダを確認する端末で遂行される
。カードの情報はまず端末に読み取られる。
もし指標状況の右端のビットがゼロなら、ＹＬＴ、”Ａ
Ｐ’およびＹＲＴ＝Ｙ３を入力として式（３）によりＹ
新を計算する。第３図の例では指標状況値０１０の右端
のビットはゼロであるから、この計算が遂行される。こ
れに対し、指標状況の右端のビットが１のときは、ＹＬ
Ｔ＝Ｙ３およびＹＲＴ−ＡＰを入力として（これは先の
代入の仕方のちょうど反対である）式（３）によりＹ新
が計算される。ここで指標状況値は右方に１ビツトだけ
シフトされ第３図の例でいうと値０１が生成される。も
しこのシフトされた値の右端のビットがゼロなら、ＹＬ
Ｔ＝Ｙ１日およびｙ−ｙ（ただ’−Ｙｔ日は先行のステ
ップＲＴ　　　　２ で生成されたＹ新の値である）を入力として式（３）に
よりＹ新が計算される。これに対し、シフトされた値の
右端のビットが１のときは、ＹＬＴ＝Ｙ２およびＹＲＴ
＝ＹＩＥｌ”入力として式（３）によりＹ新が計算され
る。第３図の例ではシフトされた値０１の右端ビットは
１であるから後者の計算が遂行される。シフトされた値
は再び右方に１ビツトだけシフトされ、第３図の例でい
うと値０が生成される。このシフトされた値の右端のピ
ットがゼロなら、Ｙ　　−Ｙ　　およびＹ＝Ｙｉ入カと
して式％式％ （３）によりＹ新が計算される。第３図の例ではシフト
された値０の右端ピットはゼロであるから、この計算が
遂行される。これに対し、シフトされた値の右端のピッ
トが１のときは、ＹＬＴ＝Ｙ、およびＹ　ＲＴ　”　Ｙ
　ｒ日を入力として式（３）にょシＹ新が計算される。
以上のようＫして、カードに記憶された指標状況値によ
り各Ｙｉの値（これもカードに記憶（れている）が式（
３）を用いるＹ新の計算にどのようにして使用されるか
が定まる。換言すれば、ＹＬＴおよびＹＲＴへの値の代
入の割当てが指標状況値により判断される。さらに、こ
の代入の割当ての順序が一度決まれば、先行するステッ
プで生成されたＡＰまたはＹ新は他方のパラメータＹＬ
ＴまたはＹＲＴに代入される。■の計算においてＡ、Ｐ
は最初のステップでしか使用されないが、Ｙ新は後続の
全てのステップで使用すれる。
ところで式（３）における値Ｃは以下に示すアルゴリズ
ムを用いることによりカードに記憶された指標状況値か
ら導出される。ＱｆＩ：６４ビツトの定数とし、ＫＡお
よびＫＢを２つの定数である秘密の暗号キーとする。Ｑ
、ＫＡ、およびＫＢは各端末に記憶されるもので、カー
ドの発行者により設定された値を有する一律的な定数で
ある。Ｘ　Ｉ　Ｘ　２・・・・・・Ｘ　がカード上の指
標状況値を表わすとすると（ただし２進値）、これらＸ
ｌないしＸｒＦｌのｍ個の値は以下のｍ個の値Ｃ１、Ｃ
２、・・・・、Ｃｍを式（４）で計算する際に使用され
る。
Ｃ，＝Ｅ　　、Ｅ　　　　−・・・Ｅ　　（Ｑ）　　１
＝１．２、・・・・、ｍ”　ゞ””−Ｉ　　Ｋ１　　　
　　（４゜ただし、Ｋ　　　−ＫＡ（Ｘ　　＝００とき
）ｍ　　　　　　　　　　　　　　　ｍ ＫＢ（Ｘ　　−１のとき） ｘ　　　＝ＫＡ　（ｘｍ−１＝ｏのとき）ＫＢ　（Ｘｒ
ｎ、＝１のとき） Ｋ　　ｍ＝Ｋ”Ａ（Ｘ　＝０（７）、！：。
ＫＢ（Ｘ１＝１のとき） である。
たとえば、もし指標状況値が１０１１０　０１１０１．
１０００１１１０１０（すなわちｍ＝２０）であれば、
下記の２０個のＣの値はＶを計算するために式（３）で
計算される。
ＣＩ＝　　　　　　　　　ＥＫＢ（Ｑ）Ｃ２＝　　　　
　　　ｇＫＡｇＫＢ（Ｑ）−ＥＫＢ（Ｃ１）０ピ　　　
　ＥＫＢＥＫＡＥＫＢ（Ｑ）””ＫＢ（０２）Ｃ″＋９
＝”ＫＢＥＸＫ吉８・・・・ ＥＫＢ　ＥＫＡ　ＥＫＢ””　ＢＫＢ　（ｃｌ　８　）
Ｃ＝Ｅ　　Ｅ　　Ｅ　　Ｅ　　　・・ ＥＫＢ　ＥＫＡ　ＥＫＢ（Ｑ）”　”ＫＡ（ｃｌ　９　
）成る特定の２０ビツトの指標状況値に関する２０個の
Ｃの値を計算するには、２０回の暗号化が必要である。
Ｃ２ｏは式（３）で使用されトリーにおいてレベル２０
からレベル１９への遷移がなされる。
Ｃ１９は式（労で使用されトリーにおいてレベル１９か
らレベル１８への遷移がなされる。以下、同様・である
。このように、トリーにおける各々の分岐のところで使
用されるＣの値は異なるのである。・異なるＣの値を使
用するのは機密保護のためである。トリーにおける各々
の分岐のところでもしＣを一定の値でしか使用しｉな・
いとすると、トリーにおいて１つの実際のＹ新の値と一
致するまで次々に値゛を変えていぐことによってＹ新の
値のセットを計算するような第三者□の不正行為を受け
る可能性がある。幾つかの口座を開設すれば、第三者は
そのような実際の値をか″なシ大量に集めることができ
るから、上記のような不正行為に必要な作業因子は少な
くなるだろう。しかしながら、異なるＣの値を用いれば
このような不正行為は防止される。
端末における認証ステップで、カード上の情報が下記の
とおりであると想定する。
ＩＤ　　　　ユーザ識別子 ＫＰ　　　　秘密キー　　　（５６ビツト）ＩＰＮ　　
　秘密でない指標値　（２０ピツト）Ｙ２０’　Ｙ１９
、・・・・、Ｙ、　　　Ｙを計算するための秘密でない
データ（１１２０ビツト） ＶＳ　　　　検証選択番号 カードに関して秘密のデータと秘密でないデータとの違
いは、それがカード以外の他の場所にある点きにそのデ
ータをどのように取シ扱うかを意味する。もしカードに
記憶されたデータを秘密と定めるならそのカードは必ず
保護されねばならない。カード上の他の秘密でないデー
タは秘密のデータと同程度の保護を受ける。検証値の個
数および各端末におけるＡＰ値に関する絶対的なファイ
ルを記憶すること、ホールダのカードに記憶された検証
選択番号に基づいて選択される。検証値の１つを使って
カードホールダを確認すること（すなわち、ＡＰ値に関
する絶対的ファイルに基づいてカードホールダを確認す
ること）が望ましい。
ユーザが自分のカードを紛失することや、新しいＡＰの
値を有する新しいカードをカードホールダに対して再発
行しなければならないよりなカードまたはＰ　Ｉ　Ｎ、
の秘密漏洩の可能性があるということを考慮して、再発
行されたカードに関連するＡＰの値は異なる検証値Ｖに
基づいて認証することが望ましい。そこで各端末は以下
のようにして解釈される成る値Ｔｔ記憶する。もし検証
選択番号ＶＳがＴ以下であれば、端末はＶＳの値を使っ
てカードホールダのＡＰの値の確認に使用すべき検証値
ｖｆ：選択する。
端末は下記のものを記憶するとする。
Ｑ　　　秘密でない定数　　　　（６４ビツト）ＫＡ　
　　秘密でない暗号キー　　（５６ビツト）ＫＢ　　　
秘密でない暗号キー　　（５６ピツト）Ｖ　　　　検証
値　　　　　　　　　　（５６ピツト）ＫＧｂ　１　　
秘密の大域的暗号キー　（５６ビツト）で　　　端末に
記憶された検証 ′値の個数 このように実施例によっては複数の検証値が存在しても
よいということに留意されたい。
認証プロセスに関するステップを第１図に示す。
ステップ１でカードホールダによりューザのＰＩＮおよ
びカードを端末に入れる。ステップ２で端末はカードに
記憶された情報を読み取る。計算の前にまず“ホットリ
スト＃をチェックしてカードから読み取られたＩＤが有
効か否かを判断する（ステップ３および４）、ステップ
４でこのＩＤが有効でないと判断されれば拒否標識がセ
ットされる（ステップ５）。このＩＤの値に等しい値が
“ホットリスト”にみつかったときが１０無効である。
、ＩＤが有効ならステップ６で、式（１）によりこのＩ
Ｄ、ＰＩＮ、および秘密キーＫＧｂ１からＥＰＩＮを計
算する。ステップ６では式（２）によ、９ＥＰＩＮ、Ｋ
Ｐ、およびＩＤからＡＰも計算する。このステップでは
、さらに、ＡＰが有効か否かを判断するため“ホットリ
スト”がチェックされる。
この”ホットリスト”は上記ステップ３の“ホットリス
ト”と同じものでもよい。ＡＰの値に等しい値がこの“
ホットリスト”でみつかればそのＡＰは無効である。Ａ
Ｐが無効のときは、ステップ５で拒否標識がセットされ
る。ＡＰが有効のときはプロセスは続行し、ステップ８
で検証選択番号ＶＳが端末に記憶されているＴの値より
も大きいかどうかが判断される。もしそうなら、ステッ
プ９で、検証値Ｖでなく絶対的ファイルに基づいてカー
ドホールダが認証される。そのようなファイルは、これ
によって認証すべき各ニー　ザのＩＤおよびＡＰを絶対
的ファイルに記憶することにより実現できる。ステップ
１０で、そのファイルから背定的な認証がなされるかど
うかを判断し、もしそうでないならステップ合で拒否標
識がセットされる。さらに詳しくいえば、カードホール
ダのよりをまず用いて絶対的ファイルに記憶されている
対応するＡＰの値をアクセスし取得する。そうして基準
値となるこのＡＰとステップ６で計算されたＡＰとを比
較することによってカードホールダが認証される。
ステップ８で検証選択番号ＶＳがＴ以下なら、定数Ｃ４
、Ｃ２、・・・・、Ｃ２ｏがこの順序で式（４）を使っ
て、カードから読み取られた０、ＫＡ、ＫＢ、および指
標状況値（ＩＰＮともいう）より計算され、こうして生
成された情報はテーブルに記憶されてＶの計算際に後で
アクセスされる。−変定数Ｃ０を全て計算すれば、Ｖは
ＡＰ、Ｙ　　、Ｙｌ　　　　　　　　　　　　　　　２
０　　１９ゝ・・・・、Ｙｌ、Ｃ２０”　１９、・・・
・、Ｃ１、および２０ビツトの指標状況値ＩＰＮ−Ｘ　
　Ｘ　　・・・・Ｘ２゜から式（３）を繰り返し使うこ
とにより計算される。
これは下記の通りである。
へ□　　　□□ ４ｔｌ　　　４ｔｌ　　　　　　　　　　　　　ｍ　　
　＃ＪＪＪＪ　　　　　　　　　　　　　句　　４Ｊ＝
　２　　　００ ロ　　− ７、，１１ＩＩ　　　　　、、、、、、、　　　　ＩＩ
ＩＩロ　　ロ　　　　　　　　　　　ヘ　　ヘ１１１１
　　　　　　　い　　い　　Ｉ？　Ｅ−４Ｅ−１，？　
　　　←ト 悶　　　氏　　　　　　　　　　　　　閃　　　閲　　
　　　　　　　　　　　鍼　　　氏″で　　　　　　　
　　　　、　。
Ｊ＃ＪＪＩｃＵ ＸｊＸ　　　　　　　　　　　　　　　　　　　ＸＸ−
ノ　　　″　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　
　　　　　　−ノ　　　−ノセコ −ＩＥ− 匡　　　削 上記の計算はステップ１２で遂行される。検証選択番号
は、ステップ１６で、端末に記憶された大域的参照値の
特定の１つを選択するためにデコードされる。そうして
ステップ１４で、計算された値Ｖが端末に記憶された上
記選択された大域的参照値に等しいか否かが判断される
。これが等しくないならステップ５で拒否標識がセット
される。
そうでないときはステップ１１で受諾標識がセットされ
る。
簡単な例としてステップ１３において、たとえばＴ＝２
であると想定する。もし検証選択番号が１なら、ユーザ
の認証の判断には第１の大域的基準値が使用される。し
かしながらもし検証選択番号が２なら、第２の大域的基
準値が使用される。
ステップ８のところで説明したように、もし検証選択番
号が２より大きいときはステップ９で絶対的ファイルに
基づいてユーザは認証される。
以上を要約すると、実施例は次のようなセキュリティ特
性を有するものである。第１に、カードの秘密の漏洩は
ＰＩＮの秘密を漏洩しない。第２に、大域的秘密キーの
秘密の漏洩によってＰＩＮの秘密が漏洩することもない
し、また第三者がカードを偽造しシステムを欺くことも
できない。個人の認証のプロセスは各端末に記憶された
秘密でない大域的な値に基づく。付加的なＰＩＮ保護は
各端末に記憶された大域的秘密キーを使うことで達成さ
れる。このキーの秘密が漏洩されること自体ではＰＩＮ
の秘密は漏洩しない。大域的秘密キーを使用するという
理由は、もしユーザのカードの秘密が漏洩し且つ端末が
秘密でない情報しか記憶していない場合にＰＩＮの長さ
が短いときはＰＩＮの秘密を保持する方法がないという
ことによる。大域的秘密キーには決定的な弱点があるけ
れども、ＰＩＮの秘密性を高める方法が他にない場合、
特に、大勢のユーザのカードが紛失してそれが第三者の
手に渡るという可能性があるような場合には、このよう
なキーを使った方がよい。端末において秘密でない大域
的検証値の保全性が保たれている限シは、システムに対
する大域的な不正行為はない。たとえ端末の保全性が保
たれなかつたとしても、不正入力されるのは１つの端末
だけである。大域的秘密キーがシステムに対する大域的
な不正行為を引き起こすことがないので、第三者はこれ
をやってみようという気にはほとんどならない。
前述の如く、本実施例に基づくグロシージャでは“ホッ
トリスト”が必要である。しかしこれは、ユーザ認証の
ために大域的秘密キーしか含んでいないＤ’ＥＳ方式ま
たは公開キー暗号方式で必要な゛ものとは全く異なる。
この“ホットリスト”は銀行が口座を無効化する手段を
持たなければならないとけうことから要請゛されるもの
である。たとえば、第、三者がいいかげんな名前で成る
口座を開設してカードを複製しこれとＰＩＮを売っても
うけを得るということがあシ得る。
ユーザのＰＩＮは変更可能であるが、これにはカードの
再発行が伴う。基本的には、ＰＩＮが変更されるときは
、これに応じてカードにおいて修、正が必要であり、こ
れには成るオフセットすなわち一定の秘密でないパラメ
ータの再計算が伴う。
もしユーザのカードおよびＰＩＮの秘密が漏洩していれ
ば、新しいカードおよびＰＩＮｔ−発行しなければなら
ない。この場合、”ホットリスト”でのエントリは、そ
のカードに記憶された認証情報およびＰＩＮを無効化す
るように作成されねばならない。しかしこれは必ずしも
ＩＤの無効化を意味するものではない。新しいＩＤｔ−
発行すればより効率的であるが、本実一例の方法は、新
しいカードおよびＰＩＮが発行されてもユーザに割シ当
てられたＩＤはそのまま維持できるものである。　　　
□Ｆ０発明の詳細 な説明したよう、に本発明によれば、一方向性関数を有
する認証トリーを多単端末システムに適用した有益な個
人識別番舟認証方法が提供される。
“、１１ニア＝：：：：。５．５゜８，７．。−ｔｘｔ
ａｓｉする流れ図、第２図は認証パラメータに関するテ
ーブルの簡単な例を示す図、第３図は第２図の認証トリ
ーに関する経路の一例を説明する図、第４図は一方向性
関数に基づく２つの５６ピツトの値から１つの５６ビツ
トの値へのマツピングの様子を示す図である。
出願人　　イＺトナショナル・ビ銅・マシーンズ・コー
ポレーション代理人　弁理士　　頓　　　宮　　孝　　
　−（外１名） 第２図 便、ｔｈトリーＬ二おＬ１ル軽浴の−例第８図

Claims (1)

  1. 【特許請求の範囲】 一方向性関数に基づく認証トリーを用いて個人識別番号
    の認証を行う多重端末システムにおいて、秘密キーと認
    証トリーにおける経路を表わす指標状況値とを記憶する
    カードを使つて個人識別番号を認証する方法であつて、 （ａ）個人識別番号と、カードから読み取られる秘密キ
    ーと、に基づいて認証パラメータを計算するステップと
    、 （ｂ）葉から根へ向かう一方向性関数に基づく認証トリ
    ーにおける経路を表わすカードに記憶された指標状況値
    を使つて前記認証パラメータを検証値にマッピングする
    ステップと、 （ｃ）端末に記憶されている大域的検証値とステップ（
    ｂ）で得られた検証値とを比較するステップと、（ｄ）
    ステップ（ｃ）における比較結果に基づいて個人識別番
    号を認証するステップと、 より成ることを特徴とする個人識別番号認証方法。
JP60283219A 1985-02-12 1985-12-18 個人識別番号認証方法 Granted JPS61188666A (ja)

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US06/700,897 US4661658A (en) 1985-02-12 1985-02-12 Offline PIN validation with DES

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