JPS597989B2 - 取引実行システムのための個人認証方法 - Google Patents

Description

【発明の詳細な説明】 この発明は取引実行システムに関するものであり、特に
、ホスト計算機か中央にデータ・ベースをもち、遠隔端
末装置との通信によつて取引を実行するシステムを操作
する方法に関する。

例えば、これは特定の、ないし提携金融機関によつて発
行された機械可読な暗証カードを入力すると同時に個人
暗証番号を入力することに応答して、現金の払出しや金
融機関同志の振替等を行うシステムであつて、この場合
個人暗証番号は、暗証カード上のデータから得られるよ
うになつていてもよいし、そうでなくてもよいものとす
る。口座その他の情報を記憶した中央データベースをも
つホスト計算機と端末装置が交信して現金の払出し等の
取引を行う取引実行システムの存在は広く知られている
。

このようなシステムの例としては、米国特許第３９５６
６１５号、第３９７０９９２号、第３９３７９２５号、
第４１８６８７１号さらに１９７９年２月２日出願の米
国特許未決出願第００９３８４号がある。端末装置を通
じて現金の払出しや預金を行をようこのようなシステム
は現代の熾烈なビジネス環境のもとで、銀行のサービス
拡張のために広く用いられている。

この種の端末装置は通常、クレジット・カード上の情報
を読み取る機構、鍵盤、表示機構、通帳出し入れ口を具
えている。

この端末装置は、データ・ベースと連係して操作するこ
とも、独立して用いることもできる。銀行員を介さずに
行われる現金の払出しや、その他の銀行取引における安
全確保の向上は、各クレジットカードに個人暗証番号（
ＩＤＮｎｍｂｅｒ）を与えることによつて保証される。

クレジツト・カードから読み取られた口座番号に対応す
る暗証番号が鍵盤から入力されたとき、はじめてクレジ
ツト・カードによる取引が可能になる。このような手続
きを決めでおけば、盗難ないし拾得カードによる端末装
置からの現金引出し等を防止することができる。

端末装置がデータ・ベースと連係して用いられる場合に
は、口座番号と暗証番号との対応性は自由に選ぶことが
できる。しかし一方、暗証番号は、所定のコードに従つ
て口座番号から作り出すこともできる。前者の場合につ
いては後に詳述する。

後者の場合は暗証番号を預金者が自由に選ぶことができ
るようにするため、Ｐ−ド上には口座番号と一緒に差引
値（０ｆｆｓｅｔｖａ１ｕｅ）を記録しておく０すなわ
ちこの暗証番号は、所定のコードに従つて口座番号から
作り出された番号とこの差弓値が加え合わされるか或い
は組み合わされた結果得られる番号が自由に選ばれた暗
証番号に等しくなるように選ばれている。

このように暗証番号と、カード上の口座番号（および差
引値）の間の関係を前もつて決めておけば、暗証番号と
口座番号とを関係づける算法（アルゴリズム）によつて
、独立した（ホストと切り離された状態になつている）
端末装置においても、暗証番号を倹査することができる
。

提携した複数の銀行が発行するクレジツトカードが同一
の端末装置で使用される場合には、これらの銀行は、口
座番号から暗証番号を作り出す際に、いずれも同一のコ
ードないし算法を用いるか、これらの算法を区別する方
策を提供しなければならない。

このようなシステムの一つとして暗証番号と口座番号と
の関係を決めるために、千一番号による算法を用いたも
のがある。

このシスデムにおいては、暗証査号と比較するための倹
査番号を生成するために、線形および非線形演算によつ
て、口座番号とキー番号が組み合わされる。前記米国特
許第３９５６６１５号はこのようなシステムである。し
かしながら複数銀行か発行したカードを同一端末におい
て用いられる場合には、すべての銀行は同一の午一番号
を使わなくてはならず、また口座番号は、すべてのカー
ド上で同一位置になくてはならない。この米国特許のシ
ステムに対する一改良法は、各端末装置に、暗号化され
た千−のテーブル（覧表）を設けることである。

このテーブルには、複数提携銀行が用いる千一による算
法、カード上の口座番号の位置（データ・トラツク）を
示すデータ、差引値その他、鍵盤から入力された暗証番
号と比較される倹査香号を生成するためのデータが記録
される。このシステムの改良型としては前述の米国特許
第４１８６８７１号がある。

これによればホスト計算機に「仮想金融機関テーブル（
ＶＦＩＴ）」を設けている。利用者がクレジツトカード
と暗証番号を入力すると、タレジツト・カードにおいて
指定された銀行に対応する項目を見付け出すために端末
装置内の金融機関テーブル（ＦＩＴ）がまず探索される
。もし目的の項目が見付かれば項目中のデータが用いら
れてタレジツト・カード上の個人データが暗号化され、
利用者が人力した暗証番号を検査するために用いられる
。もし端末装置のＦｌＴ中に目的の項目が見付からない
場合はホスト計算機のＶＦＩＴの探索が行なわれる。

ホストのＶＦＩＴ中に目的の項目が見付かるとそのデー
タは端末装置に送り返され、そこで暗証番号の検査が行
なわれる。別の方法としてはクレジツト・カード上のデ
ータと暗証番号をホストへ送つて、口座番号と暗証番号
の倹査（これをＰＩＮ検査という）を含む取引の認可を
ホストで行なうよう指示する制御ビツトを、端末装置の
ＦＩＴ中に人れておくこともできる。

端末装置におけるＰＩＮ倹査に加えてホストで行われる
ＰＩＮ検査については米国特許第３９５６６１５号に述
べられている。

このようなホストのＰＩＮ倹査においては、端末装置か
ら入力された暗証番号が２重に暗号化されて、カード上
のデータと共にホストへ送られる。ホストにおいては、
２重に暗号化された暗証査号は１重に復号され、暗号化
されている暗証番号のデータ・ベースがカード・データ
によつてアクセスされる。データ・ベースから取り出さ
れた暗号化されている暗証番号は、端末装置から受取つ
た［２重に暗号化されたものを１重に復号した」暗証番
号と比較されてＰＩＮ倹査が行なわれる。しかしな力３
らこのシステムでは、もしホストにおけるＰＩＮ倹査が
通らなければ取引は認可（承認）されない。すなわちＰ
ＩＮ倹査は最初からやり直さなければならないことにな
る。カード上のデータと鍵盤刀）ら入力された暗証番号
の算法的関係に基づいたＰｌＮ倹査が端末装置で行なわ
れる場合には番号が一致しないともういちど正しい番号
を入力しなおすことになり、何回かやり直してもやはり
うまく行かなければ取弓が拒否される。

タレジツトカードと暗証番号に対し、テーブルとキーを
使用する上述の検証方式によつて現金支払用端末装置の
安全性は向上し、また複数銀行間が提携して他行カード
による現金の払出し等かできるようになつた。

しかしこのシステムでは端末装置内に存在する大量の現
金を入手したり、端末装置から銀行間で口座への振替を
行なつたりすることに不当に利用される弱点も残してい
る。重大な問題の一つに、端末装置が独立して働く場合
にもオンラインで働く場合にも、端末装置における暗号
化の算法に関する安全保護の問題がある。現金支払用端
末装置を連日稼動させるには多数の操作員や保守要員が
必要になる。

たとえば銀行の各支店には現金支払用端末装置の内部に
接触できる行員が存在する。この人たちは通常の保守作
業のために暗号千−に接することも間々あるでしろう。
あるいは多少の訓練を受ければこの人たちが通信回線を
盗聴したり、内部回路の電気的信号を測定したりするこ
とにより、不当に千−を知りうることも考えられる。い
ちど暗号化のキーを入手し、算法が判つてしまえば、厖
大な数の口座番号と暗証番号の関連性を生成できること
になる。

さらにカードの様式、カード上の検証データや差引値の
位置を知ることにより、カード・データと自由に選んだ
暗証番号との関連性を確認することができる。このこと
から提携関係にある銀行のいくつかは、カード・データ
と暗証番号とを関連づける暗号化キーを他行では知り得
ないように、ＰＩＮ検査をそれぞれ自行のホストで行な
うべきであると主張している。

しカル前述のとおり、この方法によれば、ホストにおけ
るＰＩＮ検査が通らないと取引を拒否しなければならな
い。

利用者は最初の取弓がＰｌＮ検査に合格せず拒否された
という表示があつたときには直ちに取引をやり直すこと
かできる。しかしながらこの方法は利用者にとつてもン
ステムにとつても時間の浪費となり、経費の増大とシス
テム全体の可用性を低下させることになる。発明の要約 この発明にかかわる取引実行システムは、検証（Ｖａｌ
ｉｄａｔｉＯｎ）番号を含む情報を記憶したデータ・ベ
ースを含むホスト計算機を包含する。

この検証番号は口座番号その但のデータを暗号化したも
のから作り出したものであつても、そうでなくてもよい
。ホスト計算機には一つ以上の端末装置が連結され、各
端末装置からは口座番号と暗証番号を人力する手段をも
つものとする。この発明においては、端末装置から入力
された暗証番号は、第１の暗号キーを用いて暗号化され
第１の結果を得る。

第１の結果は端末装置で生成された変数と連結され、連
結された番号は、さらに第２の暗号キーにより暗号化さ
れる。このようにして２重に暗号化された暗証番号が生
成される。つぎに２重に暗号化された暗証番号は口座番
号その他のデータと共にホストへ送られ、そこで２重に
暗号化された番号は第２の暗号キーにより復号され第１
の結果に戻される。そして第１の結果はホストのデータ
・ベースにある、口座番号に付随する認証番号と比較さ
れる。ホストにおいて認証番号と第１の結果とが不一致
になつたが、取引自体は承認された、という場合には、
ホストは認証番号と変数を連結して、これを第２の暗号
キーによつて暗号化し、暗号化した認証番号を生成して
、条件付きメツセージ中に入れ端末装置へ送り返す。

端末装置は条件付き取引承認メツセージ中の、暗号化さ
れた認証番号を復号して、比較のための認証番号を生成
する。

比較の相手は、再入力され第１の千−によつて暗号化さ
れた暗証番号である〇この代替案としては生成された認
証番号を第１の千−により復号し、再入力された暗号化
されない、ナマの暗証番号と比較する方法もある。再入
力された暗証番号と、条件付き取引承認メツセージ内の
データとの比較の結果、端末装置において取引が承認さ
れることもあり得る。

発明の開示 この発明の内容、目的、利点を、より良く理解するため
に、参考として図、適用業務を付した説明およびこの発
明における裡々の新しい特長を以下に示す〇第１図に示
すようにこの発明はホストＣＰＵｌＯおよびデータ・ベ
ース１２を持つ銀行における取引認可システムの改善に
関する。

当業者には明らかであるが、ＣＰＵｌＯは、たとえばＩ
ＢＭシステム／３７０であつて、データ・ベースに対し
ＶＳＡＮｌＳＡＭおよび／またはＳＡＭを通してアクセ
スし、ＤＯＳ／ＶＳｌＯＳ／Ｓ１、０Ｓ／Ｓ２の元で働
くＶＴＡＭ適用業務を実行するものと仮定してもよい。

データ・ベース１２は、適用業務を処理するために必要
なライブラリ一および口座に関するフアイルを持つてい
る。後者には預金残高、人金・支払の記録等、口座に関
する情報および後に詳述する認証番号が記憶されている
。また２つ以上の金融残関が提携し、相互のデータ処理
システムを結合している場合も考えられる。

これはＣＰＵｌＯおよび１６を結ぶ線１４で示されてい
る。ＣＰＵｌ６は、客先の口座データ等を記憶するデー
タ・ベース１８に接続されている。

Ｂ銀行のＣＰＵｌＯは通信ループ３６を通して複数の銀
行端末装置２０，２２が接続さねている。

これはＳＤＬＣ網（ここには図示されていないが）を通
して直接に接続されていてもよいし、たとえばＩＢＭ３
６ｌＯ金融機関通信制御装置２４を通して接続されてい
てもよい。線２６は、たとえばＣＰＵｌＯのＶＴＡＭに
よつて制御される通信回線およびＮＣＰ／３（回線網制
御プログラム第３版）によつて制御されるＩＢＭ３７Ｏ
４／３７０５通信制御装置を含むことを示す。制御装置
２４はデータ・ベース１２に含まれるデータの一部であ
る口座データを記憶するために、ディスゲットを装備し
ている場合もある。Ｂ銀行のＣＰＵｌＯには端末装置２
０，２２が接続されていることが示されているが、同様
にＡ銀行のＣＰＵｌ６も所要の数の銀行用端末を備えて
いるのが普通である。

このような場合には提携銀行は、利用者がどこの銀行の
端末から取引を行なつてもよいことを認めている。この
場合、Ａ銀行の発行した機械可読な認証カードの所有者
がＡ銀行の端末装置２０に付属する千ユツシユ・デ゛イ
スペンサ一２８を通じて自分の口座から現金を引出した
り、あるいは預金、振替、残金等の問合せ、払込み等、
何ら刀）の取引を行いたいと考えたとする。

利用者が端末装置２０を使用して取引を行なうことかで
きるようにするためには、通常まず機械可読な口座カー
ド（認証カードないしクレジツトカード）を機械に挿人
し、鍵盤から個人認証番号（ＰＩＮ）を入力する。

口座カードから読み取られたデータにはＰＩＮの正当性
を検査するための、口座番号の全部または一部が含まれ
ている。この正当性検査すなわちＰＩＮ倹査はつきのよ
うにして行なわれる。まず、カード・データかＰＩＮの
いずれか一方を暗号化し他方と比較する。

すなわち暗号化されたカード・データをＰＩＮと比較す
るか、暗号化されたＰＩＮをカード・データと比較する
か、である。この暗号化は千一番号の制御の元で行なわ
れるが、これについては米国特許第３９５６６１５号お
よび同第４１８６８７１号に詳述されている。後者には
金融機関テーブル（ＦＩＴ）の存在が述べられている。
これによれば、Ａ銀行から発行されたカードを、端末装
置２０で倹査するために、端末装置２０の記憶機構内に
Ａ銀行の暗号キーを記憶できるように考案している。し
かしながらＡ銀行はＢ銀行との提携には同意したものの
、ＣＰＵｌＯ、制御装置２４、および／または端末装置
２０，２２に記憶されるＡ銀行のＦｌＴ中に暗号千−を
入れたくないという状況もありうる。さらにＡ銀行は、
口座カード上のコード化されたデータから生成されない
ＰＩＮを利用者へ発行することもありうる。いずれの場
合も端末装置２０は読取装置３０によつて読み取られた
口座カードと、鍵盤３２から入力されたＰＩＮとの一致
性を倹査することはできない。この状況においては、利
用者は表示装置３４等を通して、取引に必要なもつと詳
しい情報を入力するよう要請されることになる。

この点についでは米国特許第３９５６６１５号および第
４１８６８７１号さらに同未決出願第００９３８４号に
詳述されている。ホストにおいて行なわれるＰＩＮ倹査
に必要なこの情報（これには口座認証の情報も含まれる
）はカード読取装置３０で読み取られるか、鍵盤３２か
ら人力されるかして、ＰＩＮ検査のためホストすなわち
この場合はＣＰＵｌ６へ送られる。これについては後に
詳述する。これはＢ銀行についても同様であつて、口座
カード上に記録されたデータから生成されないＰｌＮを
Ｂ銀行が発行した場合、端末装置２０，２２に対しＢ銀
行の利用者から受取つたデータを制御装置２４またはＣ
ＰＵｌＯへ、ホストＰＩＮ検査のために送るよう要求す
ることもありうる。第２図を参照すると、この例では代
表的な取引を行なうための端末装置２０とホスト（制御
装置２４もしくはＣＰＵｌＯ）間の通信が、要求メツセ
ージ４０、取引応答メツセージ４２、状況メツセージ４
４を含む３メツセージ・プロトコルに従つて行なわれる
。

（これは米国特許第４１８６８７１号に第５図と関連し
ておよび米国特許未決出願第９３８４号に第１２図と関
連してＶＦＩＴおよび取引を処理する対話式の関連メツ
セージについて詳述されている。）第３図を参照すると
、この例ではＢ銀行の端末装置２０からの通信が、同じ
メツセージ・プロトコルに従つてＢ銀行からＡ銀行のホ
スト１６へ送られる例が示されている。この場合にも上
述のＶＦＩＴと対話メツセージが含まれうる。適用業務
プログラムによつては、通信時間の短縮、記憶装置の節
約、端末装置の利用度向上の目的で、取引の処理が、ホ
ストを構成する２４，１０，１６等の装置において分散
して行なわれることもある。第４図を参照して、ここで
はホストにおいて安全かつ最適の初期Ｐ［Ｎ倹査を実施
するために端末装置２０が取引要求メツセージ４０を生
成する操作について記述する。

これはＰＩＮがＩＤカード上のデータから生成されない
場合、あるいはＰＩＮとカード・データとの対応を倹査
するための暗号千−が端末装置に入つていない場合、さ
らには端末装置で行なわれたＰＩＮ検査が合格せず、ホ
ストに送られてさらに検査が行われる場合等に必要にな
る。

上述のいずれかの状況下で、ホストにおける初期ＰＩＮ
倹査に不合格となつた場合には、引続き端末装置におい
て再度入力されたＰＩＮに基づき倹査が行なわれる。

これによつてＰＩＮ倹査のため再度ホストとの通信をや
り直さずに済み、口座カードに対応する正しいＰＩＮの
盗聴による漏洩を防ぐことができる６端末装置２０はプ
ログラム式のマイタロ・プロセツサ一を備えており、マ
イクロプログラムの制御の元で働く。

これに関しては米国特許第３９５６６１５号および同第
４１８６８７１号に詳述されている。

ＩＤカード３８はカード読取装置３０によつて読み取ら
れ、金融機関認証データを発生する。

このデータは金融機関テーブル（ＦＩＴ）４６をアクセ
スするのに使用される。ＦＩＴ４６中のデータはＡキー
の制御の元で復号され、ＰＩＮ千−５０を生成する。こ
のキーは金融機関ごとに個別に（一意に）決められてい
るものである。復号の段階４８およびその他すべての暗
号化／復号の過程は合衆国政府標準局の発行による「計
算機データ保護のための暗号算法」連邦登録ＶＯｌ．４
Ｏｌ滝５２、１９７５年３月１７日（月）１２１３４〜
１２１３８ページに示されたもの〔以下これをＤＥＳ（
ＤａｔａＥｎｃｒｉｐｔｉＯｎＳｔａｎ一Ｄａｒｄ）と
略す〕による。

当業者には明らかであるが、ＤＥＳはハードウエアの一
部によつて構成されていてもよいし、マイクロコードで
あつてもよい。ＦＩＴ４６からは当該金融機関のための
ＰＡＤ数字５２が得られる。

これは利用者が鍵盤３２から人力したＰＩＮ５４の数字
と連結されて６４ビツトの番号を生成し、ＰＩＮキー５
０の制御の元で段階５６においてＤＥＳにより暗号化さ
れる。暗号化されたＰＩＮ＋ＰＡＤ５８は６４ビツトか
ら成り、そのうち５６ビツトは変数生成機構６０によつ
て生成された変数からの８ビツトと連結される。このよ
うにして連結された番号６２は、通信キーすなわちＣキ
ーの制御の元でＤＥＳにより暗号化される。変数生成機
構は、たとえば取引一連番号や紙幣計算機構の番号など
、何らかの取引や、端末装置に関連して算法的に一つの
番号を生成する。

Ｃキーは通信千一であつて、端末装置とホスト・システ
ム間の通信リンクにおけるデータの安全保護に使用され
る。暗号化段階６４の出力は６４ビツトの、２重に暗号
化された番号であり、暗号化されたＰＩＮ＋ＰＡＤ５８
の残りの８ビツトと連結されて、７２ビツトの暗号化さ
れた認証番号６６を形成する。

これは取引要求メツセージ４０のうちの暗号化された部
分である。暗号化されない情報７０には、たとえばホス
トが取引倭求を処理するさいに必要なデータ、すなわち
カード３８から読み取られたデータあるいは鍵盤３２か
ら入力された取引の種類、金額（ただしＰＩＮは含まれ
ない）等がある。ヘツダー７２にはメツセージの種類お
よび端末装置のアドレスが含まれている。第５図を参照
して、ホストであるＡ銀行およびＢ銀行においてＰＩＮ
倹査が行なわれ、取引応答メツセージ４２が生成される
過程を以下に示す。Ｂ銀行を例にとると、取引要求メツ
セージ４０には、その暗号化されない情報部分７０にデ
ータ・ベースをアクセスするための番号が含まれている
。

この番号はＤカード３８から読みとられた利用者口座番
号に関連する。段階７４において、データ・ベースをア
クセスするための番号が要求メツセージ４０から読み取
られアドレスまたは探索引き数として認証データを取り
出すのに用いられる。

認証データはＰＡＤと連結されて暗号化された利用者Ｐ
ＩＮであつて、暗号化されたＰＩＮ＋ＰＡＤとしてデー
タ・ベース１２に記憶されている。このように利用者Ｐ
ＩＮはホスト・データ・ベース中に、判然とした形（ナ
マの形）で記憶されているわけではないので、承認され
た要員以外の人が読んでも判らないようになつている。

段階７６においては第６図に関連して後に詳述するが、
取引要求メツセージ上の暗号化されたデータ６８が復号
される。

段階７８においては取引承認の処理で始まり、ホスト銀
行の適用業務プログラムによつて定められている、口座
残高、人金・支払の記録、盗難・紛失カードの倹査など
が行なわれる。

上述の倹査により取引が承認されなければ、段階８０に
おいてホスト１０は取引応答メツセージ４２を作り、段
階８２において、端末装置２０に対し通信による取引を
拒否する。

取引か承認された場合には段階７８の口座検査に基づき
、段階８４において、少くとも取引応答メツセージ４２
の基本部分が作られる。

これは前述の米国特許中に詳述されている。段階８６に
おいてはホストＰＩＮ倹査が行なわれる。

この倹査は、第４図の段階７４においてデータ・ベース
１２から得られる。暗号化されたＰｌＮ＋ＰＡＤ欄と、
第５図の段階７６において取引要求メツセージから得ら
れるＰＩＮ＋ＰＡＤの欄とが比較されて行なわれる。も
しホストＰＩＮ倹査が合格すれば、段階８４において取
引応答メツセージ４２が生成され、段階８２において取
引の承認が端末装置２０へ送られる。

もしホストＰＩＮ倹査が不合格になれば、段階８８にお
いて、条件付き承認を示す取引応答メツセージが生成さ
れ段階８２において端末装置２０へ送られる。段階８０
または８４において生成された、承認または拒否を示す
取引応答メツセージの様式は第８図のとおりである。

段階８４および８８において生成された取引応答メツセ
ージを第１１図に示す。

このメツセージは条件付き取引承認であることを示し、
同時に端末装置内において条件付き取引承認の状況を確
立する。段階８８においては応答メツセージ４２の中の
、ＰＩＮ倹査を要請するビツトによつて、暗号化された
暗証データ欄９０が生成される。

これは第７図と関連して後述する。条件付き承認応答メ
ツセージｌこおいて、端末装置側では再度ホストとの連
結を確立し直すことなく、利用者が正しいＰＩＮを再人
力することができるようになる。

第６図を参照する。

以下は取引要求メツセージ４０の暗号化さねた欄６８か
ら暗号化されたＰＩＮ＋ＰＡＤをホストが生成する過程
である。段階９２においては、暗号化された欄６８が、
通信千−Ｃを用いて復号される。結果としての６４ビツ
トには、変数生成機構６０（第４図）からのデータを表
わす８ビツトの部分が含まれ、また欄６８のうち残りの
８ビツトと連結される５６ビツトが含まれる。これは暗
号化されたＰＩＮ＋ＰＡＤ９４となり、第４図における
データ５８に等しく、段階８６においてホストＰＩＮ倹
査に用いられる（第５図）。第７図を参照する。

段階８８（第５図）において、条件付き承認を示す取引
応答メツセージ４２のために、暗号化されたデータ・ベ
ース中の認証番号９０を、ホストＣＰＵｌＯが生成する
過程を以下に示す。この方法によればＰＩＮ認証データ
の要素（この例ではデータ・ベース中のＰＩＮ＋ＰＡＤ
）は、通信回線に乗らない。したがつて盗聴されること
はないから、端末装置２０を操作して現金を不正に払出
されるおそれもない。変数生成機構においては以下のい
ずれを行つてもよい。

第１の方法では、変数は変数生成機構により単純に生成
されたものであつてもよい。これは段階９２において復
号の出力として用いられる（第６図）。第２の方法は乱
数を用いるものである。第３の方法としては、たとえば
取引要求メツセージ中のある量（たとえば取引一連番号
など）から算法的に生成してもよい。変数生成機構９６
からの出力である８ビツトは、データ・ベース１２から
得られた６４ビツトの暗号化されたＰＩＮ＋ＰＡＤのう
ちの５６ビツトと連結されそして段階９８において通信
千−Ｃを用いてＤＥＳにより暗号化される。この結果と
しての６４ビツトは、データ・ベース１２からの、暗号
化されたＰＩＮ＋ＰＡＤの残りの８ビツトと連結されて
、取引応答メツセージのために、７２ビツトの２重に暗
号化された欄を作り出す。第９図を参照して、取引応答
メツセージ４２を受け取つた端末装置２０によつて行な
われる処理過程を示す。

段階１００において応答メツセージの基本部分中の選ば
れた欄に対して基本的な認証倹査が行なわれる。もしこ
の倹査の結果、取引が承認されないと決まつたときには
段階１０２において取引は終了し、段階１０４において
取引状況メツセージがホスト１０へ送られる。もし取引
が無条件に承認されれば、端末装置２０が、段階１０６
において取引を完了し、状況メツセージを送り返す。

もし取引が条件付きで承認されたときには、利用者は新
しいＰｌＮを１度ないし数度入力でき、そのＰＩＮとデ
ータ・ベースに記憶されていた暗号化されているＰＩＮ
＋ＫＥＹとの対応性が端末装置２０において検査される
ことになる。

場合によつてはさらに用心のために変数の倹査か付け加
えられることもある。段階１０８においては、第１０図
に示された手順に従つて暗号化された認証データ９０が
復号される。

段階１１０においては変数生成機構によりホスト側で生
成された変数欄か、端末装置２０によつて事前に（また
は再び）生成された変数と比較倹査される。この倹査は
、もし変数生成機構が乱数を生成する場合には行なわれ
ない。もしこの付加的な変数検査が合格しなかつた場合
には、取引は中止される。段階１１２において利用者は
ＰＩＮを鍵盤３２から入力するよう指示される。

この、新たに入力されたＰＩＮは最初に入力されたもの
（第４図におけるＰＩＮ５４）とは異なるものになるで
あろう。これは利用者が正しいＰＩＮを忘れて、もうい
ちど打鍵するような場合に行なわれる。段階１１４にお
いて新たに入力されたＰＩＮは、ホスト・データ・ベー
スからのＰＩＮと比較され、その結果が等しければ取引
承認状況となり、段階１０６における取引が可能となる
。もし等しくなければ、何回か決められた回数だけ人力
が繰り返され取引か終了する。段階１１４の比較の準備
において暗号化されたデータ９０は、第１０図に示され
た手順に従つて２重に復号される。あるいは新たに入力
されたＰＩＮは、第４図、段階５６の手順に従つて暗号
化することもでき、認証データ９０は第１０図、段階１
１６の手順により１回復号される。第１０図を参照する
。

ここでは端末装置２０において行なわれる処理過程を記
述する。ここでは段階１１４（第９図）において、新た
に入力されたＰＩＮと、データ・ベース１２へ記憶する
ために暗号化されたＰＩＮを比較する倹査の準備として
、すでに暗号化されている認証欄９０を２重に復号する
。

まず、段階１１６においては通信千−Ｃが用いられＤＥ
Ｓによつて認証欄９０の７２ビツト中の６４ビツトが復
号される。結果としての６４ビツトのうち５６ビツトは
認証欄９０の残りの８ビツトと共に、１重に復号された
（すなわち１重に暗号化された）ＰＩＮ＋ＰＡＤｌｌ８
を形成する。復号の段階１１６の結果としての６４ビツ
ト中、残りの８ビツトはホスト１０において、変数生成
機構により生成された変数であり、第９図の段階１１０
における倹査に用いられる。１重に暗号化されたＰＩＮ
＋ＰＡＤはホストのデータ・ベース１２に記憶されてい
るものと同じ番号である。

段階１２０において、こんどはＰＩＮキー５０を用いて
これは再度ＤＥＳにより復号され、新たに入力されたＰ
ＩＮと比較できるよう完全に復号されたＰＩＮ番号を作
り出す。本発明を実施する最善の方法第１図および第２
図に関連し、以下、この発明による取引実行システムの
動作を説明する。

端末装置２０において、取引要求メツセージ４０が生成
される。このメツセージ中には鍵盤３２から人力された
個人暗証番号が含まれており、この番号は二つのキーに
より２重に暗号化される。またこのメツセージ中にはカ
ード読取装置３０によつて読み取られた、データ・ベー
スをアタセスするためのデータも含まれている。要求メ
ツセージ４０はホストＣＰＵｌＯへ送られる。ホストＣ
ＰＵｌＯにおいては、要求メツセージ４０からデータ・
ベース１２をアタセスするための番号が抜き出され、デ
ータ・ベース１２から認証番号（これは１重に暗号化さ
れたＰＩＮである）を取り出すのに用いられる。

要求メツセージ４０からの２重に暗号化された個人認証
番号は、通信キーを用いて復号され、データ・ベースか
ら取り出された、１重に暗号化されたＰＩＮと比較され
る。両者が等しくなれば、データ・ベース１２からの１
重に暗号化されたＰＩＮは通信千−によつて更に暗号化
される。この、結果的に２重に暗号化されたＰＩＮは取
引応答メツセージに乗せられて端末装置２０へ送り返さ
れ、取引の条件付き承認であることを示す。端末装置２
０は、利用者に鍵盤３２から改めてＰＩＮを入力するよ
う指示する。

取引応答メツセージ４２からの、２重に暗号化されたＰ
ＩＮは２重に復号され、新たに入力されたＰＩＮとの一
致性が検査される。そしてもしＰＩＮが一致すれば取引
は完了する。業界への適用の可能性 既述した取引実行システムをこの発明にしたがつて操作
すれば、カード・データからの暗号化によらず、しかも
ホストへそのつど通信せずに、利用者から数回にわたる
入力によつてＰＩＮの認証が可能になる。

これは特に提携銀行聞において、ＰＩＮが複数の銀行を
通して通信されるさいに、安全な暗号化された形で行な
われるところに価値がある。

【図面の簡単な説明】

第１図は代表的な取引実行システムを表わすプロツク図
、第２図は第２の代表的な取引実行システムにおける基
本的な通信メツセージを示す図、第３図は第１図の取引
実行システムにおける基本的な通信メツセージを示す図
、第４図は端末装置における取引要求メツセージの発生
を示す動作プロツク図、第５図はホストにおける条件付
き取弓承認メツセージの発生を示す動作流れ図、第６図
はホストにおける取引要求メツセージからの暗号化され
たＰＩＮ＋ＰＡＤの発生を示す動作プロツク図、第７図
はホストにおける条件付き取引承認メツセージのための
データ・ベースからの暗号化された認証データの発生を
示す動作プロツク図、第８図は取引が拒否された時又は
暗号化された比較データが等しい時の取引応答メツセー
ジのフオーマツトを示す図、第９図は端末装置における
取弓応答メツセージに応答したホストへの状況メツセー
ジの発生を示す動作流れ図、第１０図は端末装置におけ
る取引応答メツセージで受信された暗号化されたデータ
からの正当性データの発生を示す動作プロツク図、第１
１図は取引が条件付きで承認されたが承認を完了するた
めには端末装置におけるＰＩＮ倹査を必要とする時の取
引応答メツセージのフオーマツト図である。 １０・・・・・・Ｂ銀行ＣＰＵｌｌ２・・・・・・デー
タ・ベース、１６・・・・・・Ａ銀行ＣＰＵｌｌ８．．
．・・・データ・ベース、２０・・・・・・端末装置、
３０・・・・・・カード読取装置、３２・・・・・・鍵
盤、４６・・・・・・金融機関テーブル、６０・・・・
・・変数生成機構。

Claims (1)

【特許請求の範囲】
1. １ ホスト・プロセッサーに接続された端末装置を操作
   してカードから読取られたカード・データと鍵盤から入
   力された認証データとの関係を検査する取引実行システ
   ムのための個人認証方法にして、前記カード・データ及
   び可変数を含む取引要求メッセージを前記ホスト・プロ
   セツサーへ送信する段階と、前記ホスト・プロセッサー
   におけるファイルの認証データ検査欄を前記カード・デ
   ータによつてアクセスする段階と、前記アクセスされた
   認証データ検査欄と前記可変数とを結合し、その結果を
   暗号化する段階と、前記暗号化の結果を含ら取引応答メ
   ッセージを前記端末装置へ返送する段階と、前記端末装
   置において前記取引応答メッセージにおける前記暗号化
   の結果を復号し、前記復号された認証データ検査欄と前
   記鍵盤から入力された認証データとを比較する段階と、
   より成る取引実行システムのための個人認証方法。