結(jié)合公鑰密碼的密鑰協(xié)商協(xié)議

蔡 瓊，方 旋，方 蘭

(武漢工程大學(xué)計(jì)算機(jī)科學(xué)與工程學(xué)院，湖北 武漢 430074)

0 引 言

密鑰協(xié)商協(xié)議分為兩種模式：證書型和無證書型.證書型是指在會(huì)話密鑰的產(chǎn)生過程中，由一個(gè)可信的證書中心(CA)給參與密鑰協(xié)商的各方各分發(fā)一個(gè)證書，此證書中含有此方的公鑰，ID及其他信息.證書型密鑰協(xié)商協(xié)議的優(yōu)點(diǎn)是提供認(rèn)證，其中PKI(公鑰密碼體制)廣泛部署比較成熟，應(yīng)用面廣，并且由它管理密鑰對有利于證書的統(tǒng)一管理，其缺點(diǎn)是計(jì)算代價(jià)大，需要一個(gè)可信的CA，同時(shí)證書還需要維護(hù).無證書型是指各方在進(jìn)行會(huì)話密鑰的協(xié)商過程中不需要證書的參與，優(yōu)點(diǎn)是不需要CA的參與，減少了計(jì)算量，尤其是在低耗環(huán)境下應(yīng)用的更多，同時(shí)安全性也不比證書型弱.本文提出的協(xié)議屬于后者，通信雙方不需要第三方的認(rèn)證，由于每次通信中所用的密鑰對都是動(dòng)態(tài)生成的，不存在對密鑰的更新、撤銷等管理問題[1].由于公鑰密碼算法比對稱密碼算法的速率慢很多，主要原因是涉及大量復(fù)雜的運(yùn)算，像PKI體制中用到的RSA算法要生成大素?cái)?shù)、素性檢測、指數(shù)模運(yùn)算都是影響運(yùn)算速率的因素，要生成新的密鑰對比較費(fèi)時(shí)，但長時(shí)間不更新密鑰對又會(huì)有安全隱患[2]，本文結(jié)合認(rèn)證階段生成的隨機(jī)數(shù)來更新密鑰對，未涉及到生成大素?cái)?shù)和素性檢測運(yùn)算，速率較快、安全性高.

1 RSA算法描述

密鑰生成:

(1) 生成兩個(gè)大素?cái)?shù)p和q.

(2) 求得n=pq，φ(n)=(p-1)(q-1).

(3) 選擇一個(gè)隨機(jī)數(shù)e,e介于1和φ(n)之間，并且使得gcd(e,φ(n))=1.

(4) 計(jì)算d≡e-1modφ(n)，即d為e在模φ(n)下的乘法逆元.

(5) 公鑰為(n,e)，私鑰為d[3].

加密方式為c≡memodn，m為明文，c為密文.

解密方式為m≡cdmodn.

2 協(xié)議說明

假設(shè)A為用戶，B為服務(wù)器，A的用戶名表示為IDA，密碼為PWA,函數(shù)H()為一種Hash函數(shù).可用文獻(xiàn)[4]中改進(jìn)的算法代替.A、B之間事先共享了IDA和hpw=H(IDA,PWA)，并選定了RSA算法的一對密鑰對(n,e)和d.A保存一個(gè)數(shù)sa，B保存一個(gè)數(shù)sb，保證sa+sb=n.

2.1 認(rèn)證及密鑰交換階段

(1) 用戶A首先生成兩個(gè)隨機(jī)數(shù)xa和ra，計(jì)算H(hpw)⊕xa和H(hpw,ra)，其中⊕表示異或操作，H(hpw,ra)表示將hpw和ra合并后計(jì)算其Hash值，之后A將AU={IDA,H(hpw)⊕xa,ra,H(hpw,ra)}發(fā)送給B.

(2) B首先在數(shù)據(jù)庫中搜尋是否有IDA，若無，則放棄通信，若有，則取出ra，將其和IDA對應(yīng)的hpw合并后計(jì)算H′(hpw,ra)，若H′(hpw,ra)≠H(hpw,ra),則放棄通信，若相等，則保留ra，并計(jì)算H(hpw)，將其與接受到的AU的第二部分H(hpw)⊕xa作一次異或運(yùn)算，得到xa，然后B生成兩個(gè)隨機(jī)數(shù)xb和rb，并計(jì)算H(hpw⊕xa)，H(hpw,ra,rb)，H(hpw,rb)⊕xb，將BU={H(hpw⊕xa),H(hpw,ra,rb)rb,H(hpw,rb)⊕xb}發(fā)送給A.

(3) A先利用自己知道的hpw和xa計(jì)算H′(hpw⊕xa)，若H′(hpw⊕xa)≠H(hpw⊕xa)，則放棄通信，若相等，則A確信B收到了自己發(fā)送的xa，然后取出rb，將其與hpw，ra合并后計(jì)算H′(hpw,ra,rb),若H′(hpw,ra,rb)≠H(hpw,ra,rb)，則放棄通信，若相等，則接下來計(jì)算H(hpw,ra)，并將其與接收到的BU的第四部分H(hpw,ra)⊕xb作一次異或運(yùn)算，得到xb，最后計(jì)算H(hpw⊕xb)并發(fā)送給B.

(4) B利用自己知道的hpw和xb計(jì)算H(hpw⊕xb),若H′(hpw⊕xb)≠h(hpw⊕xb)，放棄通信，若相等，則B確信A收到了xb，結(jié)束認(rèn)證[5].

認(rèn)證及密鑰交換階段的流程圖如下：

圖1 認(rèn)證階段流程圖Fig.1 flow chart of authentication phase

2.2 加密與解密階段

RSA算法一般用于交換對稱加密算法的密鑰，數(shù)字簽名，并不直接用來加密數(shù)據(jù)，因此本節(jié)所講的加、解密本質(zhì)上是為了在不安全信道上傳遞對稱加密算法的密鑰，真正對原始數(shù)據(jù)的加密由對稱加密算法來完成.加、解密過程如下[6-7]：

(1)加密

c≡(me+ta)modn

其中ta≡sa(xa+xb)modn.

(2)解密

m≡(c+tb)dmodn

其中tb≡sb(xa+xb)modn.

(3)算法證明

主要看解密方程能否還原原文，因c≡(me+ta)modn，令c=(me+ta)-y*n，y∈Z由解密公式推導(dǎo)原文過程如下：

D(c)=(c+tb)dmodn≡

(me+ta-y*n+tb)dmodn≡

(me+(xa+xb)(sa+sb)-y*n)dmodn≡

(me+(xa+xb-y)n)dmodn≡

medmodn=m

最后一步由Euler定理可證.

3 安全性分析

對協(xié)議的攻擊種類繁多，這里選取了三種主流的攻擊方法來分析本協(xié)議的安全性[8].

3.1 中間人攻擊

在2.1的(a)步驟中，假設(shè)中間人C截獲了A發(fā)送給B的消息AU={IDA,H(hpw)⊕xa,ra,H(hpw,ra)}，C首先是沒必要修改IDA的；其次，由于C不知道hpw，因此C無法找到一對rc和H(x,rc)(其中x為中間人任意做出的字符串)，使得H(hpw,ra)=H(x,rc).這是由hash函數(shù)的弱抗碰撞性來保證的.所以C不能把ra和H(hpw,rc)替換為自己的rc和H(x,rc)；最后，如果C將H(hpw)⊕xa換成自己設(shè)計(jì)的字符串Tc，在(b)步驟中B將回傳H(hpw⊕H(hpw)⊕Tc)，在(c)步驟中A將驗(yàn)證回傳的字符串是否等于H(hpw⊕xa)，因?yàn)閔pw和xa是C不知道的兩個(gè)數(shù)，即C無法知道H(hpw⊕xa)的值，因此C也不能對回傳的字符串進(jìn)行替換，否則A和B將發(fā)現(xiàn)中間人的C的存在，將采取相應(yīng)措施，C頂多能做的是把A的消息原封不動(dòng)的傳給B，這樣C達(dá)不到中間人攻擊的目的.其他步驟的分析同上所述.

3.2 重放攻擊

攻擊者C將2.1的(a)步驟中A發(fā)送給B的消息AU={IDA,H(hpw)⊕xa,ra,H(hpw,ra)}保留，在將來的某個(gè)時(shí)點(diǎn)重新發(fā)送給B，此時(shí)C可以通過第一步認(rèn)證，但C無法從B回傳的H(hpw,xb)⊕xb中還原出xb，因此C無法在以往的數(shù)據(jù)包中找到xb與H(hpw,xb)的對應(yīng)關(guān)系，于是在認(rèn)證階段的第三步，C無法回傳一個(gè)正確的H(hpw,xb)給B.最終也無法通過認(rèn)證.

3.3 平行會(huì)話攻擊

在平行會(huì)話攻擊中，在攻擊者的特意安排下，一個(gè)協(xié)議的兩個(gè)或者更多的運(yùn)行并發(fā)執(zhí)行.并發(fā)的多個(gè)協(xié)議使得攻擊者可能從一個(gè)運(yùn)行中得到另外某個(gè)運(yùn)行中困難問題的答案.由于該協(xié)議每次通信時(shí)雙方要各自產(chǎn)生隨機(jī)數(shù)互傳，每次產(chǎn)生的隨機(jī)數(shù)相等的概率很小，并且雙方傳輸?shù)臄?shù)據(jù)包格式不同，不可能從另一個(gè)運(yùn)行協(xié)議中得到本次協(xié)議要回傳給對方的數(shù)據(jù)包.

4 結(jié) 語

在認(rèn)證階段，通過傳輸像r,H(hpw,r)這樣的消息對，使得r和H(hpw,r)在傳輸過程中不可被修改，因?yàn)楹茈y找到一個(gè)r′(r′≠r)，使得H(hpw,r′)=H(hpw,r)，這得益于Hash函數(shù)的單向性和弱抗碰撞.通過交換各自產(chǎn)生的隨機(jī)數(shù)之后，結(jié)合雙方選定的RSA算法的密鑰對，生成一組動(dòng)態(tài)的密鑰：A的私鑰{sa,xa}，B的公鑰{n,e}，B的私鑰{sb,xb,d}，其中xa和xb在每次通信的認(rèn)證階段動(dòng)態(tài)生成并相互交換，以實(shí)現(xiàn)通信過程中的一次一密.并且并未重新生成大素?cái)?shù)而改變密鑰對，只是在原有加解密過程中多出一步加法、乘和模運(yùn)算就生成了新的密鑰對，這樣既保留了RSA算法的安全性，也加入了一次一密的思想，使得破解該動(dòng)態(tài)RSA的難度更大.不過此協(xié)議適用于通信雙方已事先保存了各自的身份信息和選定了一個(gè)RSA算法的情況，例如金融機(jī)構(gòu)與客戶之間的通信，其他情況下的通信還有待進(jìn)一步研究.

參考文獻(xiàn)：

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