李 濤 劉亞麗

(江蘇師范大學(xué)計(jì)算機(jī)科學(xué)與技術(shù)學(xué)院 江蘇徐州 221116) (廣西密碼學(xué)與信息安全重點(diǎn)實(shí)驗(yàn)室(桂林電子科技大學(xué)) 廣西桂林 541004)

隨著物聯(lián)網(wǎng)技術(shù)的興起與發(fā)展，各種物聯(lián)網(wǎng)技術(shù)也逐漸廣泛地應(yīng)用到人們的日常生活中.無線射頻識別(radio frequency identification, RFID)作為物聯(lián)網(wǎng)中的關(guān)鍵技術(shù)之一，以其無需物理接觸的特點(diǎn)，在無線通信應(yīng)用中發(fā)揮著獨(dú)特的優(yōu)勢[1].一個(gè)完整的RFID系統(tǒng)通常由標(biāo)簽、閱讀器、后端數(shù)據(jù)庫(或服務(wù)器)3個(gè)部分組成[2].標(biāo)簽通常嵌入在實(shí)體中并擁有唯一標(biāo)識，當(dāng)標(biāo)簽進(jìn)入閱讀器的識別范圍時(shí)，閱讀器與標(biāo)簽會通過安全協(xié)議驗(yàn)證對方身份的合法性，驗(yàn)證通過后，標(biāo)簽會將自身的數(shù)據(jù)發(fā)送給閱讀器交給后臺處理.通常來說閱讀器與后端數(shù)據(jù)庫的連接信道是安全的，而標(biāo)簽與閱讀器之間的無線信道是不安全的.攻擊者可能通過不安全信道發(fā)動(dòng)假冒、竊聽、去同步化等多種惡意攻擊[3].并且，標(biāo)簽的資源是受限的，其存儲能力和計(jì)算能力會受到一定的制約.RFID系統(tǒng)的安全隱私問題和代價(jià)效率問題是影響RFID技術(shù)發(fā)展的關(guān)鍵因素.設(shè)計(jì)一個(gè)輕量的、安全的方案是RFID安全認(rèn)證協(xié)議亟待解決的問題.

2002年，一種稱為物理不可克隆函數(shù)(physical uncloneable function, PUF)[4]的概念被提出，并得到越來越多學(xué)者的關(guān)注.物理不可克隆函數(shù)是一種密碼學(xué)原語，它利用自身硬件物理結(jié)構(gòu)上的差異，能對不同的激勵(lì)產(chǎn)生不同的不可預(yù)測的響應(yīng)輸出.PUF技術(shù)的引入，確保了通信實(shí)體能夠抵抗攻擊者的物理攻擊和克隆攻擊，同時(shí)減少了實(shí)體的計(jì)算開銷[5].對于資源受限的認(rèn)證實(shí)體而言，這一技術(shù)的優(yōu)勢更加明顯.因此，PUF技術(shù)在物聯(lián)網(wǎng)安全領(lǐng)域中具有十分重要的研究價(jià)值與意義.

早期的基于PUF的RFID認(rèn)證協(xié)議使用的是一種簡單的響應(yīng)匹配方法.Devadas等人[6]在其方案中提到，可信第三方事先與RFID標(biāo)簽的標(biāo)識符建立索引，并將大量激勵(lì)響應(yīng)對(challenge-response pair, CRP)存儲于數(shù)據(jù)庫中，在驗(yàn)證標(biāo)簽身份時(shí)，與數(shù)據(jù)庫匹配對比.該方案認(rèn)證的過程十分簡潔，RFID標(biāo)簽無需任何額外存儲，且能防止中間人的篡改攻擊.但預(yù)存儲大量CRP于數(shù)據(jù)庫中將耗費(fèi)大量的時(shí)間，并且耗盡時(shí)需要重新補(bǔ)充激勵(lì)——響應(yīng)對，這極大地影響了認(rèn)證的效率.Van Herrewege等人[7]提出了一種輕量級的基于PUF的雙向認(rèn)證方案，使用隨機(jī)數(shù)和Hash函數(shù)來混淆通信信息，但該方案明文來傳輸標(biāo)簽ID，這使得攻擊者很容易通過不安全信道竊取標(biāo)簽ID來偽裝身份獲取數(shù)據(jù)，且該方案仍需要在數(shù)據(jù)庫中預(yù)存大量CRP.Aysu等人[8]設(shè)計(jì)了一個(gè)具有隱私性的雙向認(rèn)證協(xié)議，使用了靜態(tài)隨機(jī)存取存儲器(static random-access memory, SRAM)來實(shí)現(xiàn)PUF和真隨機(jī)數(shù)發(fā)生器(true random number generator, TRNG)，同時(shí)協(xié)議中使用了密鑰的動(dòng)態(tài)更新機(jī)制，避免了傳統(tǒng)的預(yù)存CRP的方法，同時(shí)又確保了系統(tǒng)能夠抵抗去同步攻擊和追蹤攻擊.但該方案在認(rèn)證時(shí)仍采用傳統(tǒng)的窮舉搜索法，認(rèn)證效率較低.Gope等人[9]提出了一種基于PUF的輕量級RFID匿名認(rèn)證協(xié)議.該協(xié)議不僅保證了匿名認(rèn)證，還著重解決了以前協(xié)議難以解決的DoS攻擊問題.但協(xié)議中標(biāo)簽的存儲代價(jià)依賴于一組偽ID的數(shù)量，可能會導(dǎo)致存儲花費(fèi)過高，且當(dāng)一組備用偽ID耗盡時(shí)，標(biāo)簽需要重新啟動(dòng)注冊階段來補(bǔ)充.除此之外，Zhu等人[10]同樣提出了一種具有較高可擴(kuò)展性，能適用于低功耗標(biāo)簽的輕量級PUF認(rèn)證協(xié)議.在該協(xié)議中標(biāo)簽只存儲一個(gè)會話標(biāo)識SID，因此代價(jià)較低.但該協(xié)議不能確保匿名性.文獻(xiàn)[11]使用協(xié)商的一對種子和偽隨機(jī)數(shù)發(fā)生器(pseudo random number generator, PRNG)產(chǎn)生一對相同激勵(lì)，同時(shí)利用原始PUF的CRP在閱讀器上訓(xùn)練一個(gè)PUF的模型，以產(chǎn)生與原始PUF相似的行為輸出.在認(rèn)證時(shí)，通過這種PUF模型可以極大地提高認(rèn)證的效率.但該方案將關(guān)鍵的隨機(jī)數(shù)等信息在不安全信道上明文傳輸，容易被攻擊者竊聽和篡改.Rostami等人[12]使用了填充子字符串的過程，使填充字符串的長度等于原始響應(yīng)字符串的長度，從而隱藏了認(rèn)證的關(guān)鍵信息.但隨后Mukhopadhyay[13]使用機(jī)器學(xué)習(xí)訓(xùn)練出CRP的線性模型并反饋給支持向量機(jī)(support vector machine, SVM)，成功地攻擊了文獻(xiàn)[11-12]中的協(xié)議，證明這些協(xié)議不能抵抗機(jī)器學(xué)習(xí)的模型訓(xùn)練攻擊.2019年，Liang等人[14]同樣采用PUF模型結(jié)構(gòu)提出了一個(gè)雙PUF認(rèn)證協(xié)議，他們提出了一個(gè)比傳統(tǒng)Arbiter PUF更穩(wěn)定的TSMCA PUF結(jié)構(gòu)，用來更好地抵抗機(jī)器學(xué)習(xí)攻擊，并且該結(jié)構(gòu)所需的硬件資源更少.結(jié)合使用二分異或，比特填充方法對信息進(jìn)行加密傳輸，并使用字符串匹配方法進(jìn)行解密驗(yàn)證.但經(jīng)過分析，該協(xié)議仍然存在一些安全隱患，如：偽隨機(jī)數(shù)發(fā)生器種子泄露、標(biāo)簽的假冒攻擊等.

為了增強(qiáng)RFID系統(tǒng)的安全性和隱私性，本文對Liang等人[14]提出的基于雙PUF的RFID認(rèn)證協(xié)議給出了描述，并針對其安全性進(jìn)行了詳細(xì)的分析，指出其存在的安全隱患，并提出了改進(jìn)的DPRAP協(xié)議.方案通過多次的Hash與異或運(yùn)算對PRNG種子的值進(jìn)行加密隱藏，保證協(xié)商種子的機(jī)密性.同時(shí)方案使用了時(shí)間閾值，有效防止攻擊者惡意阻塞通信信道引發(fā)去同步攻擊.最后使用BAN邏輯和Vaudenay模型對提出的DPRAP協(xié)議進(jìn)行形式化分析和驗(yàn)證，并分析了協(xié)議在安全性能方面的優(yōu)勢.

1 Vaudenay模型

Vaudenay在文獻(xiàn)[15]中提出了一個(gè)完整的RFID方案安全性形式化分析模型，并建立了一個(gè)層次化的隱私模型.在此模型下，給出了安全和隱私的強(qiáng)有力定義，并模擬了一個(gè)強(qiáng)大的對手，可以監(jiān)聽一切通信，在有限的時(shí)間內(nèi)跟蹤標(biāo)簽，損壞標(biāo)簽.Vaudenay模型通過模擬攻擊者對RFID系統(tǒng)的攻擊行為來對RFID系統(tǒng)的隱私性進(jìn)行分析，在模型中，攻擊者被允許可以執(zhí)行一系列預(yù)言機(jī)操作，對目標(biāo)系統(tǒng)進(jìn)行不同程度的攻擊.該模型對預(yù)言機(jī)的描述如下：

1)CreateTag(ID).創(chuàng)建一個(gè)具有唯一標(biāo)識符ID的標(biāo)簽.

2)DrawTag(distr)→(vtag1,vtag2,…,vtagn).根據(jù)概率分布distr從自有標(biāo)簽集中隨機(jī)選取n個(gè)標(biāo)簽，標(biāo)識符為vtagi.

3)Free(vtag).釋放標(biāo)簽vtag至自由標(biāo)簽集，使其不可達(dá).

4)Launch→π.閱讀器加載新的協(xié)議實(shí)例π.

5)SendReader(m,π)→m′.給協(xié)議實(shí)例π中的閱讀器發(fā)送消息m，并得到響應(yīng)m′.

6)SendTag(m,vtag)→m′.給標(biāo)簽vtag發(fā)送消息m，并得到響應(yīng)m′.

7)Result(π)→x.協(xié)議實(shí)例π認(rèn)證成功則返回1，否則返回0.

8)Corrupt(vtag)→S.破壞標(biāo)簽vtag，返回標(biāo)簽的內(nèi)部狀態(tài)S.

在Vaudenay模型中，根據(jù)攻擊者執(zhí)行Corrupt預(yù)言機(jī)的能力，將攻擊者的攻擊強(qiáng)度劃分為5個(gè)等級:Strong,Destructive,Forward,Weak和Narrow. 其中：1)Strong類攻擊者有權(quán)限執(zhí)行以上所有預(yù)言機(jī);2)Destructive類攻擊者在執(zhí)行Corrupt查詢后不再使用vtag標(biāo)簽;3)Forward類攻擊者能夠在其他Corrupt查詢后執(zhí)行Corrupt;4)Weak類攻擊者不能執(zhí)行Corrupt查詢;5)Narrow類攻擊者不能執(zhí)行Result查詢.

2 文獻(xiàn)[14]協(xié)議描述

在Liang等人[14]提出的基于雙PUF的RFID認(rèn)證協(xié)議中，閱讀器與后端服務(wù)器之間的通信被認(rèn)為是安全的，因此將它們看作一個(gè)整體Server.該協(xié)議主要包含3個(gè)階段：偽隨機(jī)數(shù)發(fā)生器種子生成階段、服務(wù)器驗(yàn)證標(biāo)簽階段和標(biāo)簽驗(yàn)證服務(wù)器階段.

2.1 偽隨機(jī)數(shù)發(fā)生器種子生成階段

在文獻(xiàn)[14]中，PRNG被用來產(chǎn)生PUF的激勵(lì)，而PRNG的輸出是由種子決定的.生成PRNG種子的過程如圖1所示.

服務(wù)器標(biāo)簽步驟1. T1步驟1. T2步驟2. M1=h(T1)T1 M1 →步驟2. 步驟3. 步驟3. M2=h(T1)T1T2步驟4. M3=M2T2h(T1)=T'1 M2‖T2 ←步驟4. 步驟5. If T'1=T1步驟5. 步驟6. Seed=(M2)步驟6. Seed=(M2)

2.2 服務(wù)器驗(yàn)證標(biāo)簽階段

文獻(xiàn)[14]中服務(wù)器認(rèn)證標(biāo)簽階段如圖2所示.

1) 服務(wù)器和標(biāo)簽利用得到的偽隨機(jī)數(shù)發(fā)生器種子產(chǎn)生激勵(lì)c′=G(Seed),c=G(Seed)；

2) 服務(wù)器和標(biāo)簽各自使用PUF_mod和PUF產(chǎn)生響應(yīng)R′和R，然后分別將響應(yīng)拆分成2個(gè)長度相同的子串A′,B′和A,B；

3) 服務(wù)器和標(biāo)簽2端分別計(jì)算出PW′=A′⊕B′，PW=A⊕B，將PW′和PW劃分成2個(gè)長度相同的子串C′,D′和C,D；

4) 標(biāo)簽對C和D進(jìn)行隨機(jī)比特填充，構(gòu)成新串GW發(fā)送給服務(wù)器；

5) 服務(wù)器收到GW后，使用自身的C′和D′在GW中搜索匹配并提取C和D，匹配時(shí)要求具有最小漢明重量；

6) 比較C,D與C′,D′；

7) 如果誤差位數(shù)在門限范圍內(nèi)，服務(wù)器成功認(rèn)證標(biāo)簽.

服務(wù)器標(biāo)簽步驟1. Seed=(M2)步驟1. Seed=(M2)步驟2. c'=G(Seed)步驟2. c=G(Seed)步驟3. R'=PUF_mod(c'),R'→A',B'步驟3. R=PUF(c),R→A,B步驟4. PW'=A'B',PW'→C',D'步驟4. PW=AB,PW→C,D步驟5. 步驟5. GW=pad(indran,C,D)步驟6. C,D=Sea(C',D',GW) GW ←步驟6.步驟7. T=match(C,C',D,D')步驟8. Auth.Pass:true?

2.3 標(biāo)簽驗(yàn)證服務(wù)器階段

文獻(xiàn)[14]中標(biāo)簽認(rèn)證服務(wù)器階段如圖3所示.

7) 如果誤差位數(shù)在門限范圍內(nèi)，標(biāo)簽成功認(rèn)證服務(wù)器.

服務(wù)器標(biāo)簽步驟1. Seed=PW步驟1. Seed=PW步驟2. c'2=G(Seed)步驟2. c2=G(Seed)步驟3. R'2=PUF_mod(c'2),R'2→A'2,B'2步驟3. R2=PUF(c2),R2→A2,B2步驟4. PW'2=A'2B'2,PW'2→C'2,D'2步驟4. PW2=A2B2,PW2→C2,D2步驟5. GW'2=pad(indran,C'2,D'2)步驟5. 步驟6. GW'2 →步驟6. C'2,D'2=Sea(C2,D2,GW'2)步驟7. T=match(C'2,C2,D'2,D2)步驟8. Auth.Pass:true?

3 對文獻(xiàn)[14]的安全性分析

本節(jié)對文獻(xiàn)[14]中提出的協(xié)議進(jìn)行分析，指出其存在的3種安全隱患.

3.1 重放攻擊

在原始協(xié)議的種子生成階段，標(biāo)簽在非安全信道上直接將M2和T2傳輸給服務(wù)器，而最終消息M2的值將直接作為雙方協(xié)商的種子值.攻擊者可能通過非安全信道竊聽和截獲該通信值，使得非法參與者也能重放該消息與合法服務(wù)器協(xié)商一對種子，并進(jìn)行認(rèn)證通信.

3.2 去同步攻擊

在原始協(xié)議的種子生成階段，攻擊者可能嘗試對標(biāo)簽向服務(wù)器傳輸?shù)腗2‖T2消息進(jìn)行修改或阻塞，導(dǎo)致服務(wù)器無法成功驗(yàn)證通信值，服務(wù)器不能與標(biāo)簽同步地生成一對相同的種子，使該階段無法成功繼續(xù)執(zhí)行.

3.3 標(biāo)簽假冒攻擊

在服務(wù)器驗(yàn)證標(biāo)簽階段，假冒的標(biāo)簽在獲取種子的值后，與合法的服務(wù)器進(jìn)行驗(yàn)證，盡管該階段使用雙PUF結(jié)構(gòu)，但服務(wù)器仍有可能訓(xùn)練一個(gè)偽造的PUF模型來與假冒標(biāo)簽完成認(rèn)證通信，使得假冒的標(biāo)簽也能通過服務(wù)器的驗(yàn)證.

4 DPRAP協(xié)議

針對偽隨機(jī)數(shù)發(fā)生器種子生成和服務(wù)器認(rèn)證標(biāo)簽階段存在的安全隱患，我們在文獻(xiàn)[14]協(xié)議的基礎(chǔ)上提出了DPRAP協(xié)議.DPRAP協(xié)議涉及服務(wù)器和標(biāo)簽2個(gè)通信實(shí)體，協(xié)議包含3個(gè)階段：偽隨機(jī)數(shù)發(fā)生器種子生成階段、服務(wù)器驗(yàn)證標(biāo)簽階段、標(biāo)簽驗(yàn)證服務(wù)器階段.由于開放的無線信道，服務(wù)器和標(biāo)簽間的通信信道是不安全的.

4.1 偽隨機(jī)數(shù)發(fā)生器種子生成階段

偽隨機(jī)數(shù)發(fā)生器種子生成階段主要用來完成服務(wù)器與標(biāo)簽之間協(xié)商一對偽隨機(jī)數(shù)發(fā)生器種子，種子可以用于偽隨機(jī)數(shù)發(fā)生器在服務(wù)器驗(yàn)證標(biāo)簽階段產(chǎn)生激勵(lì).偽隨機(jī)數(shù)發(fā)生器種子生成階段如圖4所示：

服務(wù)器標(biāo)簽步驟1. T1步驟1. T2步驟2. M1=T1h(T1) M1 →步驟2.步驟3. 步驟3. M2=M1h(IDS)步驟4. 步驟4. M3=T2IDS步驟5. h(IDS)'=M2M1 M2,M3 ←步驟5. 步驟6. 在數(shù)據(jù)庫中檢索IDS滿足:h(IDS)=h(IDS)'步驟6. 步驟7. T2=M3IDS步驟7. 步驟8. M4=T1IDS步驟8. 步驟9. M5=h(T1)h(T2) M4,M5 →步驟9. 步驟10. 步驟10. T1=M4IDS步驟11. 步驟11. 驗(yàn)證:M5=h(T1)h(T2)步驟12. Seed=h(T1‖T2‖IDS)步驟12. Seed=h(T1‖T2‖IDS)

該階段的詳細(xì)步驟為：

1) 服務(wù)器和標(biāo)簽使用TRNG分別產(chǎn)生真隨機(jī)數(shù)T1,T2.

2) 服務(wù)器計(jì)算M1=T1⊕h(T1)，并將M1發(fā)送給標(biāo)簽.

3) 標(biāo)簽在接收到M1之后，利用標(biāo)識假名IDS計(jì)算M2=M1⊕h(IDS),M3=T2⊕IDS，并將M3,M4發(fā)送給服務(wù)器.

4) 服務(wù)器在接收到M2,M3之后，從M2中提取h(IDS)′=M2⊕M1，然后在后備數(shù)據(jù)庫中查詢注冊過的IDS，是否存在某個(gè)IDS能夠滿足條件h(IDS)=h(IDS)′，若不存在，則說明標(biāo)簽不合法，協(xié)議終止.若驗(yàn)證通過則利用IDS提取T2=M3⊕IDS，并計(jì)算M4=T1⊕IDS,M5=h(T1)⊕h(T2)，然后將M4,M5發(fā)送給標(biāo)簽.

5) 標(biāo)簽接收到M4,M5之后，先從M4中提取T1=M4⊕IDS，然后驗(yàn)證M5的正確性，若驗(yàn)證通過，則標(biāo)簽與服務(wù)器之間確定一對偽隨機(jī)數(shù)發(fā)生器種子Seed=h(T1‖T2‖IDS).若標(biāo)簽在一段時(shí)間閾值τ(根據(jù)實(shí)際設(shè)定)范圍內(nèi)未能接收到M4與M5，或者驗(yàn)證失敗，則說明發(fā)生了去同步攻擊，種子生成階段重新執(zhí)行.

4.2 服務(wù)器驗(yàn)證標(biāo)簽階段

服務(wù)器驗(yàn)證標(biāo)簽階段主要用來完成服務(wù)器對標(biāo)簽的合法性的驗(yàn)證.服務(wù)器驗(yàn)證標(biāo)簽階段如圖5所示：

服務(wù)器標(biāo)簽步驟1. c'=G(Seed)步驟1. c=G(Seed)步驟2. R'=PUF_mod(c')步驟2. R=PUF(c)步驟3. 步驟3. RS=RIDS步驟4. IDS'=RSR' RS ←步驟4. 檢查數(shù)據(jù)庫中是否存在IDS'步驟5. R'→A',B'步驟5. R→A,B步驟6. PW'=A'B',PW'→C',D'步驟6. PW=AB,PW→C,D步驟7. 步驟7. GW=pad(indran,C,D)步驟8. C,D=Sea(C',D',GW) GW ←步驟8. 步驟9. T=match(C,C',D,D')步驟10. Auth.Pass.true?

該階段的詳細(xì)步驟為：

1) 服務(wù)器和標(biāo)簽利用得到的偽隨機(jī)數(shù)發(fā)生器種子產(chǎn)生激勵(lì)c′=G(Seed),c=G(Seed).

2) 服務(wù)器和標(biāo)簽分別使用機(jī)器學(xué)習(xí)訓(xùn)練的PUF_mod和PUF產(chǎn)生響應(yīng)R′和R.

3) 標(biāo)簽計(jì)算RS=R⊕IDS，并將RS發(fā)送給服務(wù)器.

4) 服務(wù)器接收到RS之后，計(jì)算IDS′=RS⊕R′，然后在后備數(shù)據(jù)庫中查找是否存在相應(yīng)的IDS′登記，若查找失敗，則說明標(biāo)簽不合法，協(xié)議終止.

5) 服務(wù)器和標(biāo)簽分別將響應(yīng)R′和R拆分成2個(gè)長度相同的子串A′,B′和A,B.

6) 分別計(jì)算PW′=A′⊕B′，PW=A⊕B，然后將PW′和PW劃分成2個(gè)長度相同的子串C′,D′和C,D.

7) 標(biāo)簽對C和D進(jìn)行隨機(jī)比特填充，構(gòu)成新串GW發(fā)送給服務(wù)器.

8) 服務(wù)器收到GW后，使用自身的C′和D′在GW中搜索匹配并提取C和D，匹配時(shí)要求具有最小漢明重量.

9) 比較C,D與C′,D′.

10) 如果誤差位數(shù)在門限范圍內(nèi)，服務(wù)器成功認(rèn)證標(biāo)簽.

4.3 標(biāo)簽驗(yàn)證服務(wù)器階段

在該階段中，偽隨機(jī)數(shù)發(fā)生器種子替換為服務(wù)器驗(yàn)證標(biāo)簽階段中使用的通信量PW，其余步驟與服務(wù)器驗(yàn)證標(biāo)簽階段對應(yīng)步驟類似，具體步驟如圖3所示.

5 DPRAP協(xié)議安全性分析

5.1 BAN邏輯分析

BAN邏輯分析是一種常見的安全協(xié)議形式化分析方法，被廣泛用于證明通信認(rèn)證協(xié)議的正確性和安全性[16].本節(jié)將采用BAN邏輯分析方法對所提出的DPRAP協(xié)議進(jìn)行安全性分析.

1) 初始化假設(shè)

① A1.T|≡#T2;

③ A3.T?{M5}T2;

④ A4.T|≡S|?M5;

⑤ A5.S|≡#IDS;

⑦ A7.S?{RS}IDS;

⑧ A8.S|≡T|?RS.

2) 邏輯規(guī)則說明

② R2(消息含義規(guī)則).

③ R3(臨時(shí)驗(yàn)證規(guī)則).

3) 目標(biāo)與證明

證明目標(biāo)：

① G1.T|≡M5;

② G2.S|≡RS.

證明.

根據(jù)假設(shè)A1與規(guī)則R1有

① F1.T|≡#M5;

根據(jù)假設(shè)A2,A3與規(guī)則R2有

② F2.T|≡S|～M5;

根據(jù)公式F1,F2與規(guī)則R3有

③ F3.T|≡S|≡M5;

根據(jù)公式F3，假設(shè)A4與規(guī)則R4有

④T|≡M5;

目標(biāo)G1得證.

根據(jù)假設(shè)A5與規(guī)則R1有

⑤ F4.S|≡#RS;

根據(jù)假設(shè)A6,A7與規(guī)則R2有

⑥ F5.S|≡T|～RS;

根據(jù)公式F4,F5與規(guī)則R3有

⑦ F6.S|≡T|≡RS;

根據(jù)公式F6，假設(shè)A8與規(guī)則R4有

⑧S|≡RS.

目標(biāo)G2得證.

證畢.

5.2 Vaudenay模型分析

命題1.DPRAP協(xié)議能夠滿足前向不可追蹤性.

證明.

1) 攻擊者調(diào)用預(yù)言機(jī)隨機(jī)創(chuàng)建標(biāo)簽Create-Tag(IDS0),CreateTag(IDS1);

7)Launch→πi+1，運(yùn)行并監(jiān)聽第i+1次會話;

攻擊者通過入侵標(biāo)簽內(nèi)部獲取的Seed與監(jiān)聽第i輪標(biāo)簽發(fā)送的信息RS，企圖計(jì)算出第i+1輪會話中標(biāo)簽發(fā)送的RS.攻擊者主要考慮2個(gè)方面實(shí)現(xiàn)對RS的追蹤攻擊：

1) 偽造PUF第i+1輪會話的響應(yīng)

攻擊者通過調(diào)用Corrupt預(yù)言機(jī)，獲取標(biāo)簽內(nèi)部Seed的值，盡管偽隨機(jī)數(shù)發(fā)生器在種子確定時(shí)能夠得到相同的隨機(jī)序列，但攻擊者要定位到當(dāng)前的隨機(jī)值是很困難的.此外，由于PUF自身具有硬件結(jié)構(gòu)上的差異和物理不可克隆的特性，攻擊者試圖用偽造的PUF來得到合法的響應(yīng)是很難的.

2) 用虛假的標(biāo)簽身份信息IDS通過認(rèn)證

由于攻擊者通過非安全信道竊聽獲取到的信息有限，只能獲取第i輪會話的RS信息，由于攻擊者無法預(yù)測第i輪會話中的PUF響應(yīng)，他便無法推測合法標(biāo)簽的身份標(biāo)識IDS，攻擊者也因此無法通過后備數(shù)據(jù)庫的合法性驗(yàn)證.任何虛假的標(biāo)簽身份標(biāo)識IDS都將無法通過認(rèn)證.

綜上所述，DPRAP協(xié)議能夠滿足前向不可追蹤性.

證畢.

命題2.DPRAP協(xié)議能夠滿足后向不可追蹤性.

證明.

1) 攻擊者調(diào)用預(yù)言機(jī)隨機(jī)創(chuàng)建標(biāo)簽Create-Tag(IDS0),CreateTag(IDS1).

7)Launch→πi，運(yùn)行并監(jiān)聽第i次會話;

攻擊者通過入侵標(biāo)簽內(nèi)部獲取的Seed與監(jiān)聽第i+1輪標(biāo)簽發(fā)送的信息RS,企圖計(jì)算出第i輪會話中標(biāo)簽發(fā)送的RS.因?yàn)镽S=R⊕IDS，攻擊者想要根據(jù)第i+1輪會話截獲的信息推測出第i輪會話中的RS，必須知道第i輪的PUF響應(yīng).攻擊者無法知道第i輪的PUF響應(yīng)，原因如下：1)攻擊者可以截獲標(biāo)簽發(fā)送的RS信息，但由于攻擊者沒有合法的身份標(biāo)識IDS，因此也不能推算出第i輪的PUF響應(yīng).2)攻擊者即使通過Corrupt預(yù)言機(jī)獲取了偽隨機(jī)數(shù)發(fā)生器種子Seed而確定偽隨機(jī)數(shù)序列，也無法推測出第i輪會話的PUF激勵(lì)c，因?yàn)楣粽邿o法確定第i+1輪會話偽隨機(jī)數(shù)發(fā)生器的輸出.3)由于PUF自身具有硬件結(jié)構(gòu)上的差異和物理不可克隆的特性，攻擊者試圖用偽造的PUF來得到合法的響應(yīng)是很難的.

綜上所述，DPRAP協(xié)議能夠滿足后向不可追蹤性.

證畢.

命題3.DPRAP協(xié)議能夠抵抗標(biāo)簽的假冒攻擊.

證明. 在種子生成階段，攻擊者通過假冒標(biāo)簽與合法服務(wù)器通信，假冒的標(biāo)簽需要利用自身的IDS計(jì)算M2,M3.即使攻擊者竊聽到信息M1,M2，也無法推斷出合法的IDS，因?yàn)镠ash函數(shù)的不可逆性.而使用未注冊的IDS進(jìn)行服務(wù)器端的驗(yàn)證是無法通過的，因?yàn)楹髠鋽?shù)據(jù)庫內(nèi)不存在該虛假的IDS身份信息.

在服務(wù)器認(rèn)證標(biāo)簽階段，假冒標(biāo)簽利用自身不合法的IDS與PUF響應(yīng)計(jì)算RS發(fā)送給服務(wù)器，由于后備數(shù)據(jù)庫內(nèi)不存在該未注冊的IDS身份信息，因此也不能通過服務(wù)器的認(rèn)證.

綜上所述，DPRAP協(xié)議能夠抵抗標(biāo)簽的假冒攻擊.

證畢.

命題4.DPRAP協(xié)議能夠抵抗中間人攻擊.

證明. 在種子生成階段，攻擊者可以通過2種方法發(fā)起中間人攻擊：

1) 修改或阻塞M2,M3消息.當(dāng)攻擊者試圖修改M2，服務(wù)器端計(jì)算h(IDS)′=M2⊕M1將不會得到正確的結(jié)果，服務(wù)器無法根據(jù)h(IDS)′在數(shù)據(jù)庫中查詢到正確的標(biāo)簽身份；當(dāng)攻擊者試圖修改M3消息，盡管可以得到正確的IDS，但根據(jù)T2=M3⊕IDS將會計(jì)算出錯(cuò)誤的T2，這將導(dǎo)致標(biāo)簽在驗(yàn)證M5=h(T1)⊕h(T2)時(shí)不會通過；當(dāng)攻擊者企圖阻塞M2,M3的消息將導(dǎo)致標(biāo)簽無法通過服務(wù)器的身份驗(yàn)證.因此，中間人攻擊失敗.

2) 修改或阻塞消息M4,M5.當(dāng)攻擊者企圖修改消息M4，根據(jù)T1=M4⊕IDS將計(jì)算出錯(cuò)誤的T1，標(biāo)簽驗(yàn)證M5=h(T1)⊕h(T2)不會通過；當(dāng)攻擊者企圖修改消息M5，將直接導(dǎo)致標(biāo)簽對M5驗(yàn)證失敗；當(dāng)攻擊者企圖阻塞M4,M5消息的傳輸，標(biāo)簽端將種子無法同步生成，而當(dāng)攻擊者的阻塞時(shí)間超過閾值τ后，種子生成階段將被強(qiáng)制終止并重新執(zhí)行.因此，中間人攻擊失敗.

在認(rèn)證階段，對任何通信信息(RS,GW)的阻塞和修改都將導(dǎo)致對標(biāo)簽身份認(rèn)證的失敗.因此，中間人攻擊無法成功.

綜上所述，DPRAP協(xié)議能夠抵抗中間人攻擊.

證畢.

命題5.DPRAP協(xié)議能夠抵抗去同步攻擊.

證明. 在本方案中，由于種子生成階段存在著種子的同步問題，因此可能存在去同步攻擊.

在種子生成階段，攻擊者可以通過2種方法發(fā)起去同步攻擊：

1) 修改M4,M5消息.攻擊者企圖修改M4,M5的消息來阻止偽隨機(jī)數(shù)發(fā)生器種子生成，如命題4中所敘，攻擊者對M4,或M5消息的任何修改都將導(dǎo)致標(biāo)簽對M5的驗(yàn)證失敗，種子不會同步產(chǎn)生，去同步攻擊失敗.

2) 阻塞消息M4,M5.攻擊者企圖持續(xù)阻塞M4,M5消息的發(fā)送來使種子無法同步生成，而當(dāng)阻塞時(shí)間超過閾值τ后，該階段將被強(qiáng)制終止并重新執(zhí)行，去同步攻擊失敗.

綜上所述，DPRAP協(xié)議能夠抵抗去同步攻擊.

證畢.

命題6.DPRAP協(xié)議能夠抵抗重放攻擊.

證明. 在種子生成階段，攻擊者嘗試通過竊聽和截獲非安全信道上傳輸?shù)耐ㄐ胖祦碇胤畔?，以獲取協(xié)商的種子值.但攻擊者無法做到，原因如下：攻擊者想要重放種子值，必須同時(shí)獲取到T1,T2和IDS，然而攻擊者通過監(jiān)聽無法獲取到以上3個(gè)值中的任何一個(gè)，非法攻擊者也就不能重放種子值來完成與服務(wù)器的認(rèn)證通信.

在認(rèn)證階段，由于PUF輸出的具有隨機(jī)性和不可預(yù)測性，每一輪的PUF輸出都是不相同的，攻擊者通過重放RS和GW信息均無法通過服務(wù)器的合法性驗(yàn)證.

綜上所述，DPRAP協(xié)議能夠抵抗重放攻擊.

證畢.

6 協(xié)議性能對比

在本節(jié)中，我們將DPRAP協(xié)議與文獻(xiàn)[14]的種子生成階段和認(rèn)證階段進(jìn)行了對比分析，同時(shí)也與典型的基于PUF的RFID認(rèn)證協(xié)議[9-10]的認(rèn)證階段性能進(jìn)行了對比.

為了便于比較與分析，我們采用文獻(xiàn)[14]中的計(jì)算開銷.Hash函數(shù)輸出長度為160 b，PUF輸出長度為256 b，pad操作填充后的字符串長為1 024 b，ID信息長度為96 b.我們用Java語言編寫的程序模擬了標(biāo)簽和閱讀器之間的通信.開發(fā)工具是IntelliJ IDEA集成開發(fā)環(huán)境.網(wǎng)絡(luò)交互是通過使用抽象TCP客戶機(jī)/服務(wù)器連接的套接字來完成的.服務(wù)器等待與指定IP地址和端口上的標(biāo)簽的連接.一旦標(biāo)簽成功地與服務(wù)器建立了連接，協(xié)議就會執(zhí)行一個(gè)雙向認(rèn)證會話.程序運(yùn)行在2.30 GHz AMD Ryzen 7 3750H CPU和配備8 GB RAM的Windows10系統(tǒng)上.表1和表2中標(biāo)簽端的計(jì)算開銷均通過程序計(jì)算得到.

Table 1 Performance Comparison of DPRAP Protocol and Ref [14] in Seed Generation Phase

Table 2 Performance Comparison of DPRAP Protocol and Other Literatures in Authentication Phase

表1和表2分別展示了DPRAP協(xié)議與文獻(xiàn)[14]在種子生成階段和認(rèn)證階段的性能對比.在通信開銷方面，由于DPRAP協(xié)議為防止偽隨機(jī)數(shù)發(fā)生器種子直接在非安全信道上傳輸導(dǎo)致泄漏，在通信過程中增加了一輪對Hash函數(shù)輸出消息的驗(yàn)證，在認(rèn)證階段為防止假冒標(biāo)簽也能通過服務(wù)器的驗(yàn)證，加入了通信量RS，因此通信開銷方面有所增大.在計(jì)算開銷方面，在種子生成階段引入了多次Hash和異或操作，以達(dá)到隱藏種子通信值的目的，同時(shí)在認(rèn)證階段也引入了對標(biāo)簽身份標(biāo)識IDS的異或操作，以驗(yàn)證標(biāo)簽的合法性，因此計(jì)算開銷方面也略有增大.在存儲開銷方面，由于DPRAP協(xié)議為了解決不合法標(biāo)簽也能通過服務(wù)器認(rèn)證的問題，在服務(wù)器認(rèn)證標(biāo)簽階段引入了IDS作為額外永久存儲開銷，因此標(biāo)簽端的存儲開銷略有增大.總的來說，新協(xié)議與文獻(xiàn)[14]相比，通過犧牲少量的計(jì)算代價(jià)與通信開銷提高了協(xié)議的安全性，避免了文獻(xiàn)[14]存在的安全隱患.

Fig. 6 Communication cost comparison between DPRAP and Ref [14] in seed generation stage圖6 種子生成階段DPRAP與文獻(xiàn)[14]通信開銷對比

表2同時(shí)展示了DPRAP協(xié)議與文獻(xiàn)[9-10]之間的認(rèn)證階段性能對比情況.在通信開銷方面，由于我們使用pad填充的串長為1 024 b，因此整體高于文獻(xiàn)[9-10].在標(biāo)簽端計(jì)算開銷方面，文獻(xiàn)[9-10]也表現(xiàn)得更優(yōu).然而在存儲開銷方面，我們的方案具有明顯的優(yōu)勢.在標(biāo)簽端存儲開銷方面，DPRAP協(xié)議僅需96 b來額外存儲一個(gè)IDS，而文獻(xiàn)[9-10]則至少消耗128 b，且文獻(xiàn)[9]中還需額外存儲n個(gè)長度為64 b的臨時(shí)ID.在服務(wù)器端存儲開銷方面，文獻(xiàn)[9-10]需要在每輪認(rèn)證過程中存儲PUF的CRP，且文獻(xiàn)[10]中需要額外存儲n組備用CRP，而DPRAP協(xié)議無需存儲CRP，服務(wù)器端的存儲開銷將顯著降低.由于具有明顯的存儲開銷上的優(yōu)勢，我們提出的DPRAP協(xié)議將更加適用于低功耗的RFID系統(tǒng)，協(xié)議具有更好的實(shí)用性.

圖6以種子生成過程為例，展示了當(dāng)通信信道發(fā)生阻塞時(shí)，系統(tǒng)的通信開銷隨著重傳次數(shù)的增加而發(fā)生的變化(重傳的時(shí)間不會超過閾值τ).可以看到，隨著重傳次數(shù)的增加，總通信開銷會不斷增大，并呈線性變化.

7 結(jié)束語

本文針對文獻(xiàn)[14]的協(xié)議進(jìn)行安全性分析，指出其存在的偽隨機(jī)數(shù)發(fā)生器種子泄露問題，并且存在去同步攻擊、重放攻擊和假冒攻擊等安全隱患.為了避免文獻(xiàn)[14]出現(xiàn)的安全隱患問題，本文提出了一種新的基于雙PUF的RFID認(rèn)證協(xié)議.通過Hash與異或運(yùn)算對種子的值進(jìn)行加密隱藏，從而確保種子傳輸過程中的安全性；同時(shí)增加時(shí)間閾值避免去同步攻擊所帶來的安全隱患；且通過標(biāo)簽合法性驗(yàn)證抵抗標(biāo)簽偽造攻擊.利用BAN邏輯和Vaudenay模型對新方案進(jìn)行形式化分析和驗(yàn)證，結(jié)果表明新方案解決了原協(xié)議中存在的安全隱患，具有良好的安全性和隱私性，能夠抵抗多種惡意攻擊，更加適用于RFID系統(tǒng)的實(shí)際應(yīng)用場景.下一階段研究工作將在確保協(xié)議安全隱私的同時(shí)，適當(dāng)降低計(jì)算代價(jià)和通信開銷以提高認(rèn)證的效率.