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        淺談無可信第三方的身份認(rèn)證協(xié)議

        2016-12-31 00:00:00丁潔林志陽沈荻帆
        科技創(chuàng)新與應(yīng)用 2016年10期

        摘 要:以ISO/IEC 11770-2密鑰建立機(jī)制為例,對無可信第三方的身份認(rèn)證協(xié)議進(jìn)行研究,進(jìn)行嚴(yán)格的形式化分析和安全性能分析,發(fā)現(xiàn)其在不可否認(rèn)性方面存在一定的缺陷,并提出了改進(jìn)的方案,進(jìn)一步增強(qiáng)了協(xié)議的安全性能。

        關(guān)鍵詞:無可信第三方;身份認(rèn)證;形式化分析

        引言

        隨著移動互聯(lián)網(wǎng)的飛速發(fā)展,各種互聯(lián)網(wǎng)服務(wù)給人們帶來了便利,其安全問題也成為一個社會關(guān)注的焦點(diǎn)。身份認(rèn)證是確保網(wǎng)絡(luò)應(yīng)用安全的第一道關(guān)卡,已成為當(dāng)前信息安全領(lǐng)域的研究熱點(diǎn)之一。

        根據(jù)協(xié)議中可信第三方的參與情況,可以將身份認(rèn)證協(xié)議分為有可信第三方的和無可信第三方的兩大類[1]。在有可信第三方的身份認(rèn)證協(xié)議中,協(xié)議的交互需要借助可信的第三方來認(rèn)證用戶的身份,通常需要用戶在第三方處進(jìn)行相關(guān)的信息注冊,可信第三方與每個用戶都分別有共享的秘密信息。在無可信第三方的身份認(rèn)證協(xié)議中,雙方進(jìn)行身份認(rèn)證不需要可信第三方的參與,僅通過交換消息便可進(jìn)行實(shí)體認(rèn)證,協(xié)議執(zhí)行中用于加密消息的密鑰需要保存在雙方本地。如果使用對稱加密體制,需要各用戶之間存在共享的密鑰。

        文章著重研究的無服務(wù)器密鑰建立協(xié)議,是一種非常典型的無可信第三方身份認(rèn)證協(xié)議,協(xié)議雙方不利用服務(wù)器而直接完成雙向認(rèn)證并成功交換密鑰。ISO/IEC 11770-2密鑰建立協(xié)議[2]是其中的典型,一共定義了13種密鑰建立機(jī)制,前6種密鑰建立機(jī)制不需要可信第三方的參與。文章重點(diǎn)對其第6種密鑰建立機(jī)制進(jìn)行深入的分析,運(yùn)用BAN邏輯對其進(jìn)行嚴(yán)謹(jǐn)?shù)男问交治?,發(fā)現(xiàn)其存在的缺陷,并提出相應(yīng)的改進(jìn)方案。

        1 ISO/IEC 11770-2密鑰建立機(jī)制6

        ISO/IEC 11770-2密鑰建立機(jī)制6使用對稱加密體制,涉及兩個主體A和B,均擁有長期共享的密鑰Kab,通過引入隨機(jī)數(shù)來保持信息的新鮮性,具體過程如圖1所示。

        (1)B→A:Nb B向A發(fā)出通信請求,發(fā)送隨機(jī)數(shù)Nb。

        (2)A→B:{Na,Nb,B,F(xiàn)ab}Kab A收到來自B的請求后,用與B長期共享的密鑰Kab加密消息{Na,Nb,B,F(xiàn)ab}發(fā)送給B,其中隨機(jī)數(shù)Na、Nb用以標(biāo)識該會話信息的新鮮性,B為身份區(qū)分標(biāo)識符,密鑰材料Fab用來后繼生成會話密鑰K。

        (3)B→A:{Nb,Na,F(xiàn)ba}Kab B將收到的消息解密,通過核對隨機(jī)數(shù)Nb和身份標(biāo)識B確認(rèn)這是與A之間的會話,然后用密鑰Kab將{ Nb,Na,F(xiàn)ba}加密后發(fā)送給A,其中密鑰材料Fba用來生成會話密鑰K。

        通過上述3個步驟,會話雙方A和B能夠確認(rèn)對方身份,并生成新的會話密鑰K=F(Fab,F(xiàn)ba),A和B能借助K建立新的安全會話。

        2 ISO/IEC 11770-2密鑰建立機(jī)制6的形式化分析

        2.1 BAN邏輯簡介

        目前廣泛使用的安全協(xié)議形式化分析方法是基于知識和信念的形式邏輯分析法[3],其中最有影響力的是BAN邏輯[4]。BAN邏輯是一種基于信念的模態(tài)邏輯,其目標(biāo)是認(rèn)證參與協(xié)議的主體的身份,分析協(xié)議能否達(dá)到預(yù)定的目標(biāo),其基本語句及其含義如表1所示。

        BAN邏輯的主要推理規(guī)則如下:

        (1)消息含義規(guī)則R1:(P|≡Q P, P△{X}K)/(P|≡Q|~X),表示若P相信K為P、Q間的共享密鑰,且P收到過信息{X}K ,那么P就相信Q曾發(fā)送過信息X。

        (2)隨機(jī)數(shù)驗(yàn)證規(guī)則R2:{P|≡#(X),P|≡Q|~X}/(P|≡Q|≡X),表示若P相信消息X是新鮮的,且P相信Q曾發(fā)送過X,那么P就相信Q是相信X的。

        (3)信仰規(guī)則R3:{P|≡Q|≡(X,Y)}/(P|≡Q|≡X),表示若P相信Q相信消息(X,Y),則P相信Q相信X。

        (4)管轄規(guī)則R4:(P|≡Q|=>X,P|≡Q|≡X)/(P|≡X),如果P相信Q對X具有管轄權(quán),而且P相信Q相信X,那么P就相信X。

        (5)新鮮性規(guī)則R5:{P|≡#(X)}/{P|≡#(X,Y)},表示若P相信消息X是新鮮的,則P相信消息(X,Y)也是新鮮的。

        2.2 協(xié)議的形式化分析

        (1)協(xié)議的形式化描述

        主體A和B之間主要通過以下三步完成認(rèn)證:

        1.B→A:Nb;2.A→B:{Na,Nb,B,F(xiàn)ab}Kab;3.B→A:{Nb,Na,F(xiàn)ba}Kab

        (2)初始假設(shè)

        A、B相信彼此間的共享密鑰Kab:P1:A|≡A B;P2:B|≡A B;

        A、B相信各自發(fā)送隨機(jī)數(shù)的新鮮性:P3:A|≡#(Na);P4:B|≡#(Nb);

        A、B相信彼此對密鑰材料具有控制權(quán):P5:A|≡B|=>Fba;P6:B|≡A|=>Fab。

        (3)協(xié)議的安全目標(biāo)

        A、B相信對方傳來的密鑰材料Fba和Fab:G1:A|≡Fba;G2:B|≡Fab

        (4)形式化分析過程

        a.當(dāng)B△{Na,Nb,B,F(xiàn)ab}Kab時,根據(jù)初始假設(shè)P2和消息含義規(guī)則R1:

        (B|≡A B,B△{Na,Nb,B,F(xiàn)ab}Kab)/{B|≡A|~(Na,Nb,B,F(xiàn)ab)},

        可得:B|≡A|~(Na,Nb,B,F(xiàn)ab) (1)

        即:B相信A曾發(fā)送過消息{Na,Nb,B,F(xiàn)ab}。

        b.根據(jù)初始假設(shè)P4與消息新鮮性規(guī)則R5:

        {B|≡#(Nb)}/{B|≡#(Na,Nb,B,F(xiàn)ab)},

        可得:B|≡#(Na,Nb,B,F(xiàn)ab) (2)

        即:B相信消息{Na,Nb,B,F(xiàn)ab}的新鮮性。

        c.由(1)、(2)和隨機(jī)數(shù)驗(yàn)證規(guī)則R2:

        {B|≡#(Na,Nb,B,F(xiàn)ab),B|≡A|~(Na,Nb,B,F(xiàn)ab)}/{B|≡A|≡(Na,Nb,B,F(xiàn)ab)},

        可得:B|≡A|≡(Na,Nb,B,F(xiàn)ab) (3)

        即:B相信A相信消息{Na,Nb,B,F(xiàn)ab}的真實(shí)性。

        d.由(3)和信仰規(guī)則R3:

        {B|≡A|≡(Na,Nb,B,F(xiàn)ab)}/(B|≡A|≡Fab),

        可得:B|≡A|≡Fab (4)

        即:B相信A相信密鑰材料Fab。

        e.由(4)、初始假設(shè)P6和管轄規(guī)則R4:

        (B|≡A|=>Fab,B|≡A|≡Fab)/(R|≡P),可得:B|≡Fab,表示B信任收到的密鑰材料Fab,安全目標(biāo)G2得證。

        同理,可推導(dǎo)出安全目標(biāo)G1:A|≡Fba。

        至此,ISO/IEC 11770-2密鑰建立機(jī)制6的形式化分析結(jié)果表明,認(rèn)證主體A和B可以實(shí)現(xiàn)相互之間的雙向認(rèn)證,可以通過密鑰派生函數(shù)得到新的會話密鑰K=F(Fab,F(xiàn)ba),并能借此建立新的安全會話,達(dá)到預(yù)期的目標(biāo)。

        3 ISO/IEC 11770-2密鑰建立機(jī)制6的安全性分析及改進(jìn)

        由上述形式化分析可以看出,ISO/IEC 11770-2密鑰建立機(jī)制6能夠使雙方主體A和B實(shí)現(xiàn)雙向認(rèn)證,雙方信任收到的密鑰材料并生成可信的會話密鑰。但就協(xié)議的執(zhí)行流程而言,在不可否認(rèn)性方面存在一定的缺陷。Fab和隨機(jī)數(shù)Na、Nb一起組合加密發(fā)送給B,B通過向A返還Na,表明B收到了A發(fā)送給的消息,即主體A可以確認(rèn)B收到密鑰材料Fab。反之,B卻無法確認(rèn)A一定收到Fba。即如果協(xié)議第三步傳輸?shù)男畔G失,主體A就無法收到密鑰材料Fba,也將無法生成新的會話密鑰,而B卻對此一無所知。因此建議主體A在收到Fba并生成新的會話密鑰K后,回傳一條信息{Nb}K給B,主體B就可以確認(rèn)A收到了密鑰材料,從而使雙方都能夠確認(rèn)對方能夠生成新的會話密鑰,同時也可以避免會話主體間的惡意否認(rèn)和相互欺詐。

        4 結(jié)束語

        ISO/IEC 11770-2密鑰建立機(jī)制6作為一種簡單的無可信第三方身份認(rèn)證協(xié)議有著計(jì)算量小、簡單易實(shí)現(xiàn)的優(yōu)勢,同時也存在適用范圍有限、難以大規(guī)模使用的局限性。該協(xié)議通過長期共享的密鑰來生成新的會話密鑰,并通過引入隨機(jī)數(shù)來保證消息的新鮮性,用于抵抗重放攻擊,并使用身份標(biāo)識來抵抗預(yù)重放、反射攻擊。文章運(yùn)用BAN邏輯對ISO/IEC 11770-2密鑰建立機(jī)制6進(jìn)行了嚴(yán)格的形式化分析,結(jié)果表明,在協(xié)議執(zhí)行完整的情況下,雙方主體能夠?qū)崿F(xiàn)雙向認(rèn)證,信任收到的密鑰材料并生成可信的會話密鑰。對協(xié)議的安全性分析表明,該協(xié)議無法抵御通信主體之間的惡意否認(rèn)和相互欺詐,文章對此提出了改進(jìn)方案,通過增加一條主體A返回B的驗(yàn)證性消息以抵御否認(rèn),增加協(xié)議的安全性,進(jìn)一步完善了該協(xié)議。

        參考文獻(xiàn)

        [1]衛(wèi)劍釩,陳鐘.安全協(xié)議分析與設(shè)計(jì)[M].人民郵電出版社,2010.

        [2]ISO/IE 1170-2.Information Technology-Security Techniques-Key Management-Part 2:Mechanisms Using Symmetric Techniques[S].1996.

        [3]雷新鋒,薛銳.密碼協(xié)議分析的邏輯方法[M].北京:科學(xué)出版社,2013.

        [4]Burrrows M,Abadi M,Needham R.A logic of authentication[J].ACM Transactions on Computer Systems,1990,8(1):18-36.

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