0 引言

　　1981年Lamport等［1］首次提出基于口令的認(rèn)證方案，這種方案實用性雖強，但這類方案存在致命的缺陷——離線口令猜測攻擊。1993年Chang等［2］提出結(jié)合口令和智能卡來提高認(rèn)證協(xié)議的安全性和有效性，從此產(chǎn)生了一系列的認(rèn)證方案［3-7］。2012年唐宏斌等［8］提出一種利用橢圓曲線加密機制和時間戳的認(rèn)證協(xié)議，2013年皮蘭等［9］指出在不安全信道中引入時間戳是存在嚴(yán)重的時鐘同步問題，并提出一種的異步認(rèn)證協(xié)議。本文指出皮蘭等方案因不能保護(hù)用戶的匿名性而缺乏實用性，因引入停止協(xié)議執(zhí)行閾值很容易造成一個嚴(yán)重的安全問題——DoS攻擊，并提出一種采用動態(tài)身份和三次握手技術(shù)的遠(yuǎn)程用戶認(rèn)證方案。新協(xié)議不僅能夠保護(hù)用戶的匿名性，而且有效的抵抗DoS攻擊，充分保證了協(xié)議性能的高效性。

　　1 皮蘭等方案回顧

　　文中的符號定義如下：U為用戶；S為服務(wù)器；SC為智能卡；PW為用戶的口令；k為服務(wù)器的高熵秘鑰；h（·）為單項哈希函數(shù)；||為字符串連接操作；？堠為異或運算；？圯為安全信道；→為普通信道。

　　1.1 皮蘭等方案

　　皮蘭等方案由五個階段組成，本文把登錄和認(rèn)證放在一起，省略口令修改階段。

　　1.1.1 系統(tǒng)設(shè)置階段

　　服務(wù)器選取有限域GF（q）上的橢圓曲線E，由E上點形成一個點加法群Ea，b（GFq），設(shè)P是階為n的生成元。服務(wù)器選取私鑰k和計算對應(yīng)的公鑰Q=kP。服務(wù)器保密k，公布其系統(tǒng)參數(shù){q，a，b，n，P，Q}。

　　1.1.2 注冊階段

　?。?）用戶選取身份ID、口令PW和新鮮數(shù)N，通過安全信道把消息{ID，y=h（PW||N）}發(fā)給服務(wù)器。

　　U？圯S：{ID，y}

　　（2）收到{ID，y}，服務(wù)器計算s=h（ID||k），v=s？堠y，通過安全信道把存有v，h（·）和系統(tǒng)參數(shù)的智能卡發(fā)給用戶。

　　S？圯U：SC

　?。?）用戶收到智能卡后，把N輸入智能卡，最后智能卡中含有v，h（·）和系統(tǒng)參數(shù)。

　　1.1.3 登錄和認(rèn)證階段

　?。?）用戶插入智能卡并輸入ID和PW。智能卡向服務(wù)器發(fā)送登錄請求{ID}。

　　SC→S：登錄請求{ID}

　?。?）服務(wù)器收到ID后，驗證ID格式有效性，若無效，停止本次協(xié)議；否則任選隨機數(shù){r1}發(fā)給智能卡。

　　S→SC：{r1}

　?。?）收到r1后，智能卡計算y=h（PW||N）和s=v？堠y=h（ID||k），然后任選隨機數(shù)r2，再計算R1=r2P，R2=r2Q以及C1=h（ID，S，s，R2，r1）。最后智能卡發(fā)送登錄消息{R1，C1}給服務(wù)器。

　　SC→S：{R1，C1}

　?。?）服務(wù)器收到{R1，C1}后，計算s′=h（ID||k），R’2=kR1以及C’2=h（ID，S，s′，R’2，r1），比較C’2是否等于C1；若二者不等，停止本次協(xié)議；否則服務(wù)器認(rèn)證用戶成功，計算C2=h（S，ID，s′，R’2）發(fā)送給智能卡。

　　S→U：{C2}

　?。?）收到C2后，智能卡計算C’2=h（S，ID，s，r1，R2），并比較C’2是否等于C2，若二者不等，服務(wù)器停止本次協(xié)議；否則用戶認(rèn)證服務(wù)器成功。用戶在登錄和認(rèn)證階段中的停止執(zhí)行協(xié)議次數(shù)超過某個閾值h將被鎖定帳號，必須親自到認(rèn)證中心解開。

　　1.2 皮蘭等方案存在的問題

　?。?）缺乏匿名性

　　在皮蘭等方案中，用戶登錄使用真實的身份ID在不安全信道中傳輸容易被攻擊者截獲而泄露用戶的個人信息，便于攻擊者對特定用戶做出一系列攻擊，如常見于協(xié)議中的拒絕服務(wù)（DoS）攻擊，冒充攻擊等。另外，面對網(wǎng)絡(luò)信息安全的嚴(yán)峻形勢，用戶也意識到個人信息的重要性，特別是在一些特殊的應(yīng)用中，例如網(wǎng)上匿名投票，保密電子商務(wù)等，用戶的信息是不便泄露的。因此，皮蘭等方案缺乏很大的實用性。

　?。?）對DoS攻擊是脆弱的

　　為阻止在線口令猜測，皮蘭等方案設(shè)計用戶在登錄和認(rèn)證中停止執(zhí)行協(xié)議次數(shù)超過某個閾值h，將鎖定該帳號，用戶必須親自到認(rèn)證中心解開帳號，這種方案極容易造成DoS攻擊。因為登錄和認(rèn)證階段是通過不安全信道通信，一方面容易受到各種不確定因素（如環(huán)境，其他設(shè)備等）的干擾；另一方面，皮蘭等方案缺乏匿名性，用戶每次登錄與服務(wù)器通信頻繁（四次），攻擊者易鎖定特定用戶后任意偽造、篡改、中斷通信消息{ID}，{r1}，{R1，C1}或{C2}，都能造成停止執(zhí)行協(xié)議造成DoS攻擊。如果此情況常發(fā)生，可能造成整個系統(tǒng)崩潰，皮蘭等方案具有嚴(yán)重的不合理性。

　　2 新的認(rèn)證方案

　　新方案包括系統(tǒng)初始化、注冊、登錄認(rèn)證和口令修改等四個階段，具體如下。

　　2.1 系統(tǒng)初始化階段

　　該階段與皮蘭等方案的系統(tǒng)設(shè)置類似，但注意：（1）服務(wù)器選擇自己的密鑰k，以及用戶在登錄時選擇的隨機數(shù)r1，滿足k，r1∈［1，n-1］，這是保證kP，r1P∈Ea，b［GFq］。（2）橢圓曲線上的離散對數(shù)問題（ECDLP）：給定P，Q∈Ea，b［GFq］，求一個k滿足Q=kP是相對困難的［10］。

　　2.2 注冊階段

　　（1）用戶選取自己的身份ID、口令PW和高熵隨機數(shù)N，通過安全信道發(fā)送消息{ID，y=h（PW||N）}給服務(wù)器。

　　U？圯S：{ID，y}

　　（2）收到{ID，y}，服務(wù)器為用戶分配初次動態(tài)登錄身份TID0，計算s=h（ID||k），v=s？堠y，把{TID0，ID}保存到校驗表中，把{TID0，v，h（·）}以及系統(tǒng)參數(shù)存入智能卡中，最后服務(wù)器通過安全信道把智能卡分發(fā)給用戶。

　　S？圯U：SC

　?。?）用戶收到智能卡后把N輸入智能卡，最后智能卡中含有TID0，v，h（·）和系統(tǒng)參數(shù){q，a，b，n，P，Q}。

　　2.3 登錄認(rèn)證階段

　　用戶先將智能卡插入讀卡器，并輸入身份ID和口令PW，然后執(zhí)行以下操作：

　　（1）智能卡計算y=h（PW||N）和s=v？堠y，并選擇一個隨機數(shù)r1∈［1，n-1］，計算R1=r1P，R2=r1Q，C1=h（TID0，ID，s，R2）后向服務(wù)器發(fā)送請求消息。

　　SC→S：登錄請求{TID0，R1，C1}

　?。?）收到消息后，服務(wù)器用TID0從校驗表找對應(yīng)的ID，若找不到停止本次會話；否則，計算s′=h（ID||k），R’2=kR1，C’2=h（TID0，ID，s′，R’2），并檢驗C’2=？C1。若不相等，停止本次會話；否則服務(wù)器為用戶分配下一次動態(tài)登錄身份TID1，并計算C2=h（TID1，s′，R’2）后發(fā)送消息{TID1，C2}給用戶。

　　S→SC：{TID1，C2}

　?。?）收到{TID1，C2}后，用戶計算C’2=h（TID1，s，R2）并檢驗C’2=？C2。若不相等，停止本次會話；否則用戶認(rèn)證服務(wù)器成功，把動態(tài)身份TID1保存到智能卡，直到下一次成功登錄并收到動態(tài)身份TID2，再用TID2更新TID0。最后計算C3=h（TID0，TID1，s，R2），智能卡發(fā)送{C3}給服務(wù)器。

　　SC→S：{C3}

　?。?）收到{C3}后，服務(wù)器計算C’2=h（TID0，TID1，s′，R’2）并檢驗C’2=？C3。若相等，服務(wù)器認(rèn)證用戶成功，并更新TID0為TID1；否則，拒絕用戶的本次登錄請求。

　　2.4 口令修改階段

　　當(dāng)用戶想修改口令時，可以如下更新口令：用戶插入智能卡，輸入舊的口令PW后提示兩次輸入新的口令PWnew，確保新口令的正確。智能卡計算y=h（PW||N），ynew=h（PWnew||N）和vnew=v？堠y？堠ynew=synew后用vnew替換原有的v，這樣口令修改階段完成。

　　3 新認(rèn)證方案的安全性證明和性能分析

　　3.1 安全性證明

　　新協(xié)議給每個用戶分配動態(tài)登錄身份保護(hù)用戶的匿名性，攻擊者想進(jìn)行攻擊必須鎖定目標(biāo)用戶，否則由于每次登錄身份不同，攻擊者的攻擊都是無效的。故假設(shè)攻擊者已鎖定目標(biāo)用戶，并能成功截獲目標(biāo)用戶與服務(wù)器通信信息。

　　命題1 新協(xié)議能抵抗DoS攻擊

　　證明：一般地，用戶用動態(tài)身份TIDi登錄，并收到下一次動態(tài)身份TIDi+1。但在用戶登錄過程中遭到DoS攻擊，用戶可以再次利用動態(tài)身份TIDi登錄，因為新協(xié)議采用三次握手技術(shù)，為確保用戶的動態(tài)登錄身份和服務(wù)器儲存的同步，每次只有當(dāng)用戶登錄成功時，用戶和服務(wù)器才更新動態(tài)登錄身份。這樣只要DoS攻擊不是持續(xù)的，用戶一定能登錄到服務(wù)器，而不必每次都要到認(rèn)證中心解開賬號，這種設(shè)計不會產(chǎn)生其他的安全問題，主要是重放攻擊和冒充攻擊。

　　命題2 新協(xié)議能抵抗重放攻擊和冒充攻擊

　　證明：這里有兩種重放攻擊：攻擊者當(dāng)用戶正常登錄時進(jìn)行重放攻擊；攻擊者根據(jù)鎖定的用戶，先進(jìn)行DoS攻擊迫使用戶重新登錄后進(jìn)行重放攻擊。新協(xié)議采用動態(tài)登錄身份，、攻擊者直接重放以前的登錄信息很容易被識破，假設(shè)攻擊者試著構(gòu)造正確的通信消息進(jìn)行重放攻擊，冒充合法用戶欺騙服務(wù)器，或者冒充服務(wù)器欺騙用戶，也即身份冒充攻擊。

　?。?）攻擊者在用戶正常登錄時進(jìn)行重放攻擊。首先假設(shè)攻擊者冒充用戶，試著構(gòu)造{TIDi，R1，C1}和{C3}。

　?、僦胤臫IDi，R1，構(gòu)造C1，C3。假設(shè)攻擊者根據(jù)鎖定的用戶，在用戶登錄服務(wù)器時截獲登錄消息{TIDi，R1，C1}，直接從中獲取TIDi和R1用于隨后重放攻擊，試著構(gòu)造C1，C3。但構(gòu)造C1=h（TIDi，ID，s，R2），C3=h（TIDi，TIDi+1，s，R2），攻擊者必須計算R2=r1Q。攻擊者可能從R1=r1P中計算隨機數(shù)r1，但這相當(dāng)于解決ECDLP難題，是很難實現(xiàn)的；攻擊者可能自己選一個隨機數(shù)r計算出R，進(jìn)而計算但要計算C1，C3，攻擊者還必須計算s。而s的計算與用戶的口令PW和服務(wù)器的秘鑰k有關(guān)，是很難獲得的，所以此種攻擊是無法成功的。

　?、谥胤臫IDi，R1，C1，構(gòu)造C3。假設(shè)攻擊者在用戶登錄時截獲第三輪消息{C3}，試著構(gòu)造C3。但是由上面分析，C3中含有s和R2是很難得到的，而且在新協(xié)議中用戶只有通過與服務(wù)器的第三輪握手后才能被認(rèn)證成功，所以此種攻擊仍無法實現(xiàn)。

　　攻擊者冒充服務(wù)器，重放消息{TIDi+1，C2}。

　　重放TIDi+1，構(gòu)造C2。假設(shè)攻擊者在服務(wù)器向用戶發(fā)送消息時截獲并{TIDi+1，C2}，重放TIDi+1，構(gòu)造C2。攻擊者構(gòu)造正確的C2=h（TIDi+1，s′），必須獲得s′，但是這些值都與服務(wù)器的秘鑰k有關(guān)，攻擊者是很難得到的，所以此種攻擊也是不可能的。

　?。?）先DoS攻擊后重放攻擊。此種情況由于用戶重新輸入身份和口令，只是發(fā)送同樣的動態(tài)身份，根據(jù)上面的分析，與直接進(jìn)行重放攻擊類似，所以此攻擊仍是無法實現(xiàn)。此外，通過上面分析，只有合法用戶才能計算正確的信息讓服務(wù)器認(rèn)證，只有真正的服務(wù)器才能計算正確的消息通過用戶的認(rèn)證，所以新協(xié)議提供雙向認(rèn)證性。

　　命題3 新協(xié)議能抵抗口令猜測攻擊

　　證明：下面分別從用戶端和服務(wù)器端來證明。

　　（2）假設(shè)此處的攻擊者是特權(quán)內(nèi)部攻擊者，即來自系統(tǒng)管理人員，并且從用戶開始注冊就鎖定目標(biāo)用戶，記錄用戶遞交信息ID，y=h（PW||N）接下來進(jìn)行口令猜測攻擊。但是由于y中含有高熵隨機數(shù)N，攻擊者仍無法實行口令猜測攻擊。另外，新協(xié)議在服務(wù)器端保存用戶的動態(tài)登身份TIDi和真實身份ID，而TIDi只是用戶身份的一個代表，由系統(tǒng)隨機分配；用戶的真實身份ID，主要是為了服務(wù)器辨別不同的用戶，這兩個值在協(xié)議中都不是敏感的數(shù)據(jù)，所以新協(xié)議也能抵抗被盜校驗子攻擊。

　　3.2 性能分析

　　各種方案計算代價和安全性比較分別如表1和表2所示。從表1看，與Chen等方案比較，新方案需要橢圓曲線上點乘運算并不占優(yōu)；但從表2看，Chen等方案的安全性明顯低，而且新方案建立在橢圓曲線密碼機制上，與傳統(tǒng)的公鑰密碼體制（如RSA）比較具有很多優(yōu)勢，例如256位的ECC與1024位的RSA具有相同的安全性［10］，所以在同安全條件下，新方案在總的性能上占優(yōu)。從表1看，與唐-皮等方案（唐宏斌等方案和皮蘭等方案）比較，新方案在登錄認(rèn)證階段多2個哈希運算。但是唐宏斌等方案在用戶登錄前需要一個預(yù)計算階段，皮蘭等方案在登錄認(rèn)證階段需要與服務(wù)器進(jìn)行四次握手通信，而本方案不需要預(yù)計算階段，登錄認(rèn)證只需三次握手通信；而且唐-皮等方案進(jìn)行口令修改時，還要與服務(wù)器進(jìn)行四次通信，而新協(xié)議用戶自己就能完成，計算代價明顯減小。從表2看，新協(xié)議不僅不需要協(xié)調(diào)時鐘，降低成本代價，而且具有匿名性以及抵抗強安全性問題——DoS攻擊，充分確保了認(rèn)證協(xié)議的有效性。所以新協(xié)議總的性能仍占優(yōu)。

　　4 結(jié)論

　　本文提出一種基于智能卡和動態(tài)身份的遠(yuǎn)程用戶認(rèn)證協(xié)議，采用動態(tài)登錄身份來保護(hù)用戶的匿名性，避免重放攻擊，通過延長用戶存儲動態(tài)身份和三次握手技術(shù)抗擊DoS攻擊，同時保證協(xié)議性能的高效性，擴(kuò)大了協(xié)議的使用范圍，例如移動設(shè)備云環(huán)境下的用戶登錄認(rèn)證。