可信网络连接双向认证协议的设计与分析

第１５卷第４期解放军理工大学学报（自然科学版）Ｖｏｌ．１５Ｎｏ．４２０１４年８月ＪｏｕｒｎａｌｏｆＰＬＡＵｎｉｖｅｒｓｉｔｙｏｆＳｃｉｅｎｃｅａｎｄＴｅｃｈｎｏｌｏｇｙ（ＮａｔｕｒａｌＳｃｉｅｎｃｅＥｄｉｔｉｏｎ）Ａｕｇ．２０１４
可信网络连接双向认证协议的设计与分析
徐明飞，吴礼发，洪征，曾晓光，周振吉
（解放军理工大学指挥信息系统学院，江苏南京２１０００７）
摘要：针对可信网络连接认证协议的现有方案存在单向认证、平台身份和配置信息泄露、无法抵御伪装及重
放攻击等安全问题，提出了一种新的认证协议。

该协议通过引入可信第三方实现了双向用户身份和平台身
份的认证，防止了伪装攻击。

直接匿名证明方法和时间戳的应用，保护了平台身份和配置信息的安全，防止
了重放攻击。

采用ＢＡＮ逻辑对协议进行形式化描述及分析，验证了本协议可以提高认证的安全性，具有较
高的应用价值。

关键词：可信网络连接；双向认证协议；ＢＡＮ逻辑；安全性分析
中图分类号：ＴＰ３０９ＤＯＩ：１０．７６６６／ｊ．ｉｓｓｎ．１００９－３４４３．２０１４０１２１００１
Ｄｅｓｉｇｎａｎｄａｎａｌｙｓｉｓｏｆｍｕｔｕａｌａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎｐｒｏｔｏｃｏｌｆｏｒｔｒｕｓ
ｔｅｄｎｅｔｗｏｒｋｃｏｎｎｅｃｔ
ＸＵＭｉｎｇｆｅｉ，ＷＵＬｉｆａ，ＨＯＮＧＺｈｅｎｇ，ＺＥＮＧＸｉａｏｇｕａｎｇ，ＺＨＯＵＺｈｅｎｊｉ
（ＣｏｌｌｅｇｅｏｆＣｏｍｍａｎｄＩｎｆｏｒｍａｔｉｏｎＳｙｓｔｅｍ，ＰＬＡＵｎｉｖ．ｏｆＳｃｉ．＆Ｔｅｃｈ．，Ｎａｎｊｉｎｇ２１０００７，Ｃｈｉｎａ）
Ａｂｓｔｒａｃｔ：Ｔｈｅｒｅａｒｅｓｏｍｅｓｅｃｕｒｉｔｙｐｒｏｂｌｅｍｓｉｎｔｈｅｅｘｉｓｔｉｎｇｔｒｕｓｔｅｄｎｅｔｗｏｒｋｃｏｎｎｅｃｔａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎｐｒｏｔｏ－ｃｏｌｓ，ｓｕｃｈａｓｏｎｅ－ｗａｙａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎ，ｐｌａｔｆｏｒｍｉｄｅｎｔｉｔｙａｎｄｃｏｎｆｉｇｕｒａｔｉｏｎｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎｌｅａｋａｇｅ，ｉｎａｂｉｌｉｔｙｔｏｒｅｓｉｓｔｔｈｅｍａｓｑｕｅｒａｄｅａｎｄｒｅｐｌａｙａｔｔａｃｋｓ．Ｉｎｏｒｄｅｒｔｏｓｏｌｖｅｔｈｅｐｒｏｂｌｅｍｓ，ａｎｅｗａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎｐｒｏｔｏｃｏｌｗａｓｐｒｏｐｏｓｅｄ．Ｔｈｅｔｒｕｓｔｅｄｔｈｉｒｄｐａｒｔｙｗａｓｉｎｔｒｏｄｕｃｅｄｉｎｔｏｔｈｅｐｒｏｔｏｃｏｌ，ｓｏｔｈａｔｂｏｔｈｔｈｅｕｓｅｒａｎｄｔｈｅｐｌａｔ－ｆｏｒｍ’ｓｂｉｄｉｒｅｃｔｉｏｎａｌｉｄｅｎｔｉｔｙｓｅｃｕｒｉｔｙａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎｃｏｕｌｄｂｅａｃｈｉｅｖｅｄ，ａｎｄｍａｓｑｕｅｒａｄｅａｔｔａｃｋｓｐｒｅｖｅｎｔｅｄ．ＴｈｅｐｒｏｔｏｃｏｌｕｓｅｓｔｈｅＤｉｒｅｃｔＡｎｏｎｙｍｏｕｓＡｔｔｅｓｔａｔｉｏｎｍｅｔｈｏｄｔｏｇｕａｒａｎｔｅｅｔｈｅｓａｆｅｔｙｏｆｔｈｅｐｌａｔｆｏｒｍｉｄｅｎｔｉ－ｔｙａｎｄｃｏｎｆｉｇｕｒａｔｉｏｎｉｎｆｏｒｍａｔｉｏｎ，ａｎｄｕｓｅｓｔｉｍｅｓｔａｍｐｔｏｐｒｅｖｅｎｔｒｅｐｌａｙａｔｔａｃｋｓ．ＢＡＮｌｏｇｉｃｗａｓａｐｐｌｉｅｄｔｏｄｅｓｃｒｉｂｉｎｇａｎｄａｎａｌｙｚｉｎｇｔｈｅｐｒｏｔｏｃｏｌｆｏｒｍａｌｌｙ．Ｖａｌｉｄａｔｉｏｎｒｅｓｕｌｔｓｓｈｏｗｔｈａｔｔｈｅｐｒｏｔｏｃｏｌｉｓｐｒａｃｔｉｃａｂｌｅａｎｄｃａｎｉｍｐｒｏｖｅｔｈｅｓｅｃｕｒｉｔｙｏｆｔｈｅａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎｅｆｆｅｃｔｉｖｅｌｙ．Ｋｅｙｗｏｒｄｓ：ｔｒｕｓｔｅｄｎｅｔｗｏｒｋｃｏｎｎｅｃｔ；ｍｕｔｕａｌａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎｐｒｏｔｏｃｏｌ；ＢＡＮｌｏｇｉｃａｎａｌｙｓｉｓ；ｓｅｃｕｒｉｔｙａｎａｌｙｓｉｓ
有效应对日益复杂的网络安全威胁，不仅要有顶层的网络安全体系设计、可信的终端计算环境，还要把终端计算环境的可信扩展到网络，使网络成为一个可信的计算环境。

为此，可信计算组织（ｔｒｕｓ－ｔｅｄｃｏｍｐｕｔｉｎｇｇｒｏｕｐ，ＴＣＧ）提出了可信计算机制与网络接入控制技术相结合的可信网络连接（ｔｒｕｓｔｅｄｎｅｔｗｏｒｋｃｏｎｎｅｃｔ，ＴＮＣ）［１，２］。

ＴＮＣ是一种开放的网络接入控制解决方案，在传统的基于身份认证的网络接入控制技术基础上，增加了基于可信平台硬件模块的平台身份认证与完整性验证，将终端可信扩展到了网络，极大地提高了安全性，得到了工业界和学术界的高度关注和支持［３～７］。

但随着对ＴＮＣ相关技术和架构研究的不断深入，其安全性缺陷也正逐渐凸显。

其中只针对终端进行单向可信认证、
收稿日期：２０１４－０１－２１
基金项目：江苏省自然科学基金资助项目（ＢＫ２０１３１０６９，ＢＫ２０１１１１５）
作者简介：徐明飞，硕士生，主要研究可信计算、网络安全，ｈｉｘｕｍｉｎｇｆｅｉ＠１６３．ｃｏｍ通信作者：吴礼发，教授，博士生导师，主要研究网络安全等，ｗｕｌｉｆａ＠ｖｉｐ．１６３．ｃｏｍ
３０８
解 放 军 理 工 大 学 学 报 （自 然 科 学 版）
第 １５卷
平台身份和配置信息的泄露 、无法 抵御伪装及重放 攻击等问题尤为突出。

针对上述问题，本 文提出了 一种基于可信第三方的可信网络连接双向认证协议 （ｔｒｕｓｔｅｄ ｎｅｔｗｏｒｋ ｃｏｎｎｅｃｔ ｍｕｔｕａｌ ａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎ ｐｒｏｔｏｃｏｌ，ＴＮＣＭＡＰ
），实 现 了 终 端 和 待 接 入 网 络 的 双向身份和双向平台认证 ，既保证了终端的安全 ，防 止终端对网络造成破坏
，又保证了终端从网络获取 可信的服务；对平台身份采用直 接 匿 名 证 明 （ｄｉｒｅｃｔ ａｎｏｎｙｍｏｕｓａｔｔｅｓｔａｔｉｏｎ，ＤＡＡ）技 术保证了平台身份 隐私信息的安全；利用可信第三方 公钥对配置信息 进行加密，防止了 伪装攻击 ，保 证了机密性；通 过用 户私钥确认
和增加时间戳 ，解决了重放攻击的问题。

１ 相关工作
近年来，国 内外学者对可信网络连接进行了深 入的研究。

文 献 ［８］基 于 ＴＮＣ 设计了分层的可信 网络框架，对终端进行了可信度量 ，但也只是针对终 端平台的可信性开展度量 ，没有加 入相应的身份认 证及接入网络的可信性评估。

文献 ［９］在 实现终端 平台可信度量的基础上 ，加入了对用户和平台的身 份认证及终 端系统可用性的评估，在 原 有 ＴＮＣ 架 构的基础上，实现了单向的双重认证 ，但存在平台配 置信息泄露的问题。

文献［１０］通过采用基于 属性的 远程证明方法，将可信平台的证明交由可信安全证书 颁发方完成，提出了一种基于属性的可信网络接入方 案，解决了平台 配置信息暴露的问题，但 仍只实现了 对接入终端的单向认证。

文献［１１］通过对 ＴＮＣ 架构 的改进，重新设 计了 ＴＣＡ 架构，实现了双向认证，提 高了安全性，具 有重要的意义，但 终端无法直接与可 信第三方进行通信，无 法保证信息来源安全可靠，并 且存在暴露终端平台配置信息的安全问题。

以 上 研 究 重 点 都 集 中 在 终 端 的 单 向 可 信 认 证 上，忽视了针对接入网络的可信性评估 ，缺乏安全的 终端和待接 入 网 络 的 双 向 身 份 和双向平台认证协 议，容易泄露平台身份和配置信息 ，无法抵御伪装及 重放攻击，使得 网络容易遭受恶意攻击。

本文针对 上述问题进行了系统研究。

* ＴＮＣＭＡＰ
协议设计 本文设计的 ＴＮＣＭＡＰ 协议包括双向用户身份 认证阶段（第一阶段）、会话密钥协商与确认阶段（第
身份凭证确认用户的真实身份 ；会话密钥协商与确 认阶段是实现通信双方会话密钥的协商与确认 ；双 向平台身份认证与完整性验证阶段 ，通 过采用已有 的平台直接匿名证明［１２，１３］的 方法，在 防止平台身份 隐私信息泄露的前提下 ，实现了对双向平台身份的 认证；通 过 引 入 可 信 第 三 方 （ｔｒｕｓｔｅｄｔｈｉｒｄｐａｒｔｙ， ＴＴＰ），利用 其 公 钥 对 收 集 的 平 台 配 置 信 息 进 行 加 密，在保证平台配置信息隐私的前提下
，验证平台配 置是否符合接入策略。

通过以上 ３ 个阶段的处理， 网络接入认证机制的安全性得到了有效提高。

本协议中，ＴＴＰ 负责任何进入网络的设备 Ｄ 的
ＡＩＫ 和平台身份证书 ＰＩＫ 的发 用户身份证书 ＣｅｒｔＤ ＣｅｒｔＤ
放和管理。

它的针对终端及网络的身份验证及完整 性验证评估功能，防止了伪装及篡改攻击的发生 ；同 时它也向网络中的设备提供时钟同步服务 ，通 过在 报文中加入 时 间 戳 字 段 ，避 免 了 重 放 攻 击 的 发 生。

其中，ＴＴＰ 根据网络环境设置与网络中其他设备的 时钟同步时间间隔 Ｔｉｎｔｅｒ，设置防重放攻 击的有效时 间间隔 ΔＴｅｆｆｉ，当报文中的时间戳与当前时 间 差 大 于 ΔＴｅｆｆｉ 时，该报文无效。

２．１ 双向用户身份认证
双向用户身份 认 证 阶 段 是 通 过 交 换 通 信 双 方 的用户身份证书 ，交 由 ＴＴＰ 完 成 用 户 身 份 证 书 的 可信验证 ，确 认对 方 用 户 身 份 的 可 信 ，并 完 成 双 方 用户身份证书公 钥 的 互 换。

双 向 用 户 身 份 认 证 阶 段的具 体 设 计 流 程 如 图 １ 所 示。

其 中 ，步 骤 编 号 （ｘ－ｙ）表 示第 ｘ 阶段的第 ｙ 个步骤。

图 １ 双向用户身份认证流程
Ｆｉｇ．１ Ｐｒｏｃｅｓｓｏｆｂｉｄｉｒｅｃｔｉｏｎａｌｕｓｅｒｉｄｅｎｔｉｔｙａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎ
步骤 １－１：当 Ｃｌｉｅｎｔ请 求接入网络时，Ｓｅｒｖｅｒ向 Ｃｌｉｅｎｔ发 起 用 户 身 份 认 证 挑 战，开 启 了 Ｃｌｉｅｎｔ
与 Ｓｅｒｖｅｒ 间 的 双向用 户身份认证过 程。

Ｃｌｉｅｎｔ 向 Ｓｅｒｖｅｒ发 送 报 文，内 容 包 括：Ｃｌｉｅｎｔ端 与 ＴＴＰ 时 钟 同步后用自身 ＴＰＭ 模块的时钟计数器生成的时间 戳 ＴＣ ，Ｃｌｉｅｎｔ的用户身 份证书 ＣｅｒｔＣ Ｋ
，利 用 二阶段）、双向平台 身份认证与完整性验证阶段 （第 的私钥 ＡＩＫ－１
ＣｅｒｔＣ ＡＩ Ｃｌｉｅｎｔ Ｃ
Ｃ 对 ＡＩＫ 和时间戳 Ｔ 进 行 签 名 运 ＡＩＫ ， Ｃ ， Ｃ ）。

将 报文段 ＡＩＫ
、 三阶段）。

其中，双向用户身份认证阶段是通过用户
算，得到 Ｅ（ＣｅｒｔＣ Ｔ ＡＩＫ－１
ＣｅｒｔＣ
ＡＩＫ
ＡＩＫ
Ｃ ＡＩＫ ＡＩ
Ｋ ＡＩＫ ＡＩ Ｃ ）发至
－１
ＡＩ
－１ ＴＴＰ
Ｃ ）。

′
第 ４期
徐明飞，等：可信网络连接双向认证协议的设计与分析
３０９
Ｃ
）连 接 起 来 发 送 至
端。

戳报文段 Ｅ（Ｔ ， Ｓ ）解 密，检 查时间戳 Ｔ 以防
ＡＩＫ
，ＴＣ ，ＡＩＫ－１
Ｓｅｒｖｅｒ * ＡＩＫ－１
Ｓ
其中，符号“｜”表 示报文段连接符，表示将几个报文 止重 放 攻 击。

检 查 通 过 后，根 据 验 证 结 果 ＲｅｓＳ
， 段拼接成一个报文，表示为：
若结果表明 Ｓｅｒｖｅｒ也身份合法，则将 ＣｅｒｔＳ
缓存。

ＡＩＫ ＡＩ Ｃ ）。

至此，双向用户 身份认证 阶 段 （步 骤
） ＣｅｒｔＣ ｜Ｅ（ＣｅｒｔＣ Ｋ ，ＴＣ ，ＡＩＫ－１
１－１～１－
５ 步 骤 １－
２：Ｓｅｒｖｅｒ收 到 来 自 Ｃｌｉｅｎｔ的 身 份 认 证 报文后，利用身份证书 ＣｅｒｔＡＩＫ 中的公钥解密报文段
结束，Ｃｌｉｅｎｔ与 Ｓｅｒｖｅｒ
完成了双向用户身份认证。

以下（步骤２－１～２－４）为会话密钥协商与确认阶段 。

Ｃ
），得到 ＣｅｒｔＡＩＫ
ＴＣ 。

２．２ 会话密钥协商与确认
为防止报文被篡改，验证 ＣｅｒｔＣ
'
与 ＣｅｒｔＣ
是否相 同，若相同，则完 整性验证通过，后 续协议中的完整 性验证亦是采用此方法 ；为防止重放攻击
，将发送端 （Ｃｌｉｅｎｔ）报 文 的 时 间 戳 （ＴＣ ）与 接 收 端 （Ｓｅｒｖｅｒ）同 ＴＴＰ
同步后自身生成的时间戳 （ＴＳ ）进 行 计 算，得 到时间差ΔＴ，若ΔＴ ＜ΔＴｅｆｆｉ，则防重放攻击验证通
过，后续协议中的防重放攻击亦是采用此方法。

当完 整性验证与防重放攻击验证同时通过后，Ｓｅｒｖｅｒ生成 会话密钥协商与确认阶段的主要工作是通过交 换通信双方各自生成的随机数 ，利用相应的会话密 钥生成函数，为双 向平台身份认证与完整性验证阶 段的通信实现双方会话密钥的协商与确认 ，降 低通 信双方的计算量，提高计算和通信效率。

步骤２－１：Ｓｅｒｖｅｒ利用自身 ＴＰＭ 模块随机数生 成器 生 成 ＮｏｎｃｅＳ ，利 用 Ｃｌｉｅｎｔ 身 份 密 钥 的 公 钥
加 密 生 成 报 文 段 Ｅ（Ｎｏｎｃｅ ，ＡＩＫ ），再 用 自 ＡＩＫ
ＣｅｒｔＳ
* ＡＩＫ－１
ＡＩＫＣ Ｓ Ｃ 自身的身份认证报文 ＣｅｒｔＳ
｜Ｅ（ ＡＩＫ ，Ｔ ， * ）， 己 的私钥加密生成报文 Ｅ（Ｅ（ＮｏｎｃｅＳ ，ＡＩＫＣ
）， 连同 来 自 Ｃｌｉｅｎｔ 的 报 文 段 ＣｅｒｔＣ ｜Ｅ（ＣｅｒｔＣ Ｋ ，Ｔ
Ｃ ， ＡＩＫ－１
ＴＴＰ 进行身份验证，表示为： ＡＩＫＳ ）发送至 Ｃｌｉｅｎｔ端。

（ （ ， ）， Ｓ ）。

ＡＩＫ ＡＩ
Ｃ ）｜ＣｅｒｔＳ Ｋ ｜×
Ｅ Ｅ ＮｏｎｃｅＳ
ＡＩＫＣ
ＡＩＫ－１
ＡＩＫ
，ＴＳ ，ＡＩＫＳ ）。

步 骤 ２－２：Ｃｌｉｅｎｔ收 到 来 自 Ｓｅｒｖｅｒ的 反 馈 报 文 后，首先用 Ｓｅｒｖｅｒ
的公钥 解密，验 证报文的来源，确 步骤１－３：ＴＴＰ 收到来自 Ｃｌｉｅｎｔ及 Ｓｅｒｖｅｒ的 身 认报文未被 非 法 篡 改。

若 验 证 通 过，Ｃｌｉｅｎｔ 利 用 自
份认证报文后，用 Ｃｌｉｅｎｔ及 Ｓｅｒｖｅｒ相 应的身份公钥 身 ＴＰＭ 的 随 机 数 生 成 器 生 成 ＮｏｎｃｅＣ ，对 ＮｏｎｃｅＣ 解密报 文，通 过对发送端报文的时间戳 （ＴＳ ）检 查 防止重放攻 击，通过 完整性 验证防止报文被 篡 改。

和 ＮｏｎｃｅＳ 进行
ＫＣＳ ＝
Ｈ（ＮｏｎｃｅＣ｜｜ＮｏｎｃｅＳ ）运算， ＡＩＫ 及 若两项验证 通 过，ＴＴＰ 则 验 证 身 份 证 书 ＣｅｒｔＣ
得到 Ｃｌｉｅｎｔ与 Ｓｅｒｖｅｒ
间的会话 密钥，并 利用带密钥 的散列函数计算消息认证码Ｃ ＝ －
ＣｅｒｔＳ
的 有 效 性，根 据 有 效 性 的 验 证 结 果 生 成
ＭＡＣ
ＨＭＡＣ ＳＨＡ ＡＩＫ
｜ＫＣＳ
（ＮｏｎｃｅＳ ）。

这 里 的 ＣＭＡＣ
用 来 确 认 Ｃｌｉｅｎｔ 端 与 ＡＩＫ
与 ＲｅｓＡＩＫ ，与 ＣｅｒｔＡＩＫ 、ＣｅｒｔＡＩＫ 及
ＴＴＰ 生成的 Ｓｅｒｖｅｒ端协商的会话密钥的一致性 。

然后用 Ｓｅｒｖｅｒ
Ｒｅｓ
Ｃ Ｓ Ｃ Ｓ
时间 戳 ＴＴＴＰ 一 起，经 私 钥 Ｋ－１
加 密 后，发 送 至 的公钥
ＡＩＫＳ
对 ＮｏｎｃｅＣ 进行加密得到
Ｅ（ＮｏｎｃｅＣ ， Ｓｅｒｖｅｒ端，所发送的信息表示为 ：
ＡＩＫＳ ）
， 并 用 Ｃｌｉｅｎｔ 的 私 钥 进 行 签 名 得 到 Ｅ（ＲｅｓＣ
｜ＲｅｓＳ Ｋ ｜ＣｅｒｔＣ Ｋ ｜×
Ｅ（Ｅ（Ｎｏｎｃｅ ＡＩＫ ＡＩＫ－１
ＡＩＫ
ＡＩＫ ＡＩ ＡＩ
ＴＴＰ）。

Ｃ ， Ｓ ）， Ｃ ）。

最 后 将 ＣＭＡＣ 与 １ ＣｅｒｔＳ
｜ＴＴＴＰ，
Ｋ－１ Ｅ（Ｅ（Ｎｏｎｃｅ ＡＩＫ ＡＩＫ－ Ｓｅｒｖｅｒ
Ｃ ， Ｓ
）， Ｃ ）发 送 至 端，所 步 骤 １－
４：Ｓｅｒｖｅｒ 收 到 来 自 ＴＴＰ 的 反 馈 报 文 后，首先用 ＴＴＰ 的公钥解密，若解密成功，则验证了 报文的来源，并确认了报文未被非法篡改 ，然后检查
发送的信息表示为：
Ｅ（Ｅ（ＮｏｎｃｅＣ ，ＡＩＫＳ ），ＡＩＫ－１
｜ＣＭＡＣ 步骤 ２－
３：Ｓｅｒｖｅｒ收 到 Ｃｌｉｅｎｔ发 送 的 报 文 后 ，用 时间以防止重放攻击。

根据验证结果 ＲｅｓＣ
Ｃｌｉｅｎｔ ＡＩＫＣ Ｅ（ＮｏｎｃｅＣ ，ＡＩＫＳ ）， 明 Ｃｌｉｅｎｔ身份合法，则 将 ＣｅｒｔＣ
缓存，同 时，Ｓｅｒｖｅｒ
ＡＩＫ－１
）得 到 Ｅ（Ｎｏｎｃｅ ，ＡＩＫ ），确 认 了 报 文 来 源
ＡＩＫ
Ｃ
Ｃ
Ｓ
经时间同步后 生 成 自 身 的 新 的 时 间 戳 ＴＳ ，用 身 份
私钥加 密 后 与 来 自 ＴＴＰ 的 反 馈 报 文 一 起 发 送 至 于 Ｃｌｉｅｎｔ，再 用 自 己的私钥进行解 密 ，得 到 ＮｏｎｃｅＣ ，
计 算出本次会话密 钥 得 到 ＫＣＳ ；然 后 生 成 Ｃｌｉｅｎｔ，所发送的信息表示为 ：
消息认证码 ＣＭＡＣ ，与 收到的 ＣＭＡＣ 进行对比
，若 一 Ｅ（ＲｅｓＣ
｜ＲｅｓＳ Ｋ ｜ＣｅｒｔＣ Ｋ ｜ＣｅｒｔＳ Ｋ ｜
×
致 ，则 利 用 带 密 钥的散 列函数计算消息认证码
ＡＩＫ
ＡＩ
ＡＩ
ＡＩ
Ｓ
－１
ＴＴＴＰ，Ｋ－１ Ｅ（ＴＳ ，ＡＩＫ－
１
ＳＭＡＣ ＝ ＨＭＡＣ－ＳＨＡ｜ＫＣＳ
（ＮｏｎｃｅＣ ）
，用 自身的私 步 骤 １－５：Ｃｌｉｅｎｔ收 到 Ｓｅｒｖｅｒ的 身 份 认 证 报 文 后，首先用 ＴＴＰ 的公钥解密，若解密成功，则确认了 报文未被非法篡改；利 用 Ｓｅｒｖｅｒ的
身份公钥对时间 钥 ＡＩＫＳ 对 ＳＭＡＣ 进 行 加 密 ，发 送 至
的信息表示为：
Ｅ（ＳＭＡＣ ，ＡＩＫ－１）。

Ｃｌｉｅｎｔ，所 发 送
Ｃｒｅｄ ＴＴＰ
Ｃｒｅｄ Ｃｒ
Ｃｒ Ｃｒｅ
ＴＴＰ
３１０
解 放 军 理 工 大 学 学 报 （自 然 科 学 版）
第 １５卷
步骤２－４：Ｃｌｉｅｎｔ接 收到 Ｓｅｒｖｅｒ发 送的报文后， 用 Ｓｅｒｖｅｒ的公钥 ＡＩＫＳ 进行解密，确认消息来源于 ′
进行
行防重放攻击验 证。

根 据 收 到 的 组 件 参 数 列 表 ＰａｒａｍｓＣ ，通 知 相 应 的 ＩＭＣ 收 集 相 关 的 组 件 信 息， 并提取出存储着这些组件信息的 ＰＣＲ 值 ＰＣＲ 导 Ｓｅｒｖｅｒ
，并得到ＳＭＡＣ ，与自身计算得到的ＳＭＡＣ 对比，若一致，则会话密钥建立成功。

２．３ 双向平台身份认证与完整性验证
双向平台身份认证与完整性验证阶段的主要工 作是通过直接匿名证明的方法完成了双向平台匿名 Ｃ ； 出完整性 度 量 日 志 ＬｏｇＣ ，为
防 止 伪 装 攻 击，利 用 ＴＴＰ 的公钥 ＫＴＴＰ 进行加密生成 ＭｅｓＣ ＝Ｅ（ＰＣＲＣ｜ ＬｏｇＣ ，
ＫＴＴＰ）。

同 时，Ｃｌｉｅｎｔ向 ＴＴＰ 发 送 ＤＡＡ 平 台 证明凭证请求 ＲｅｑＣ。

Ｒｅｑ
Ｃ Ｔ 。

Ｃｒｅｄ｜ Ｃ
认证，保护平台身 份隐私信息 ；通 过交换经 ＴＴＰ 公
步骤 ３－３：ＴＴＰ 收 到 ＤＡＡ 平 台 证 明 凭 证 请 求 钥加密后的平台配置信息
，交由 ＴＴＰ 完成平台配置 ＲｅｑＣ
Ｔ 后，检查时间戳 以防止重放攻击。

然后 Ｃｒｅｄ｜ Ｃ 信息的完整性验证，确认对方平台 配置是否符合接 入策 略。

其 中，通 过 ＴＴＰ 提供 的 身份验证的功能 （该项功能类似于 认证中心 ），防止 了伪装攻击的发 生；通过采用 ＴＴＰ 公钥对平台配置信息加密 ，确 保 了平台配置信息无法被除 ＴＴＰ 以外的其他实体获 取，保护了平台配置信息的安全 ；通过引入直接匿名
根据相应的 ＤＡＡ 认证算法生 成 相 应 的 ＤＡＡ 平 台 身份匿名 凭 证 ＣｒｅｄＣ ，经 ＴＴＰ 私钥加密后发送至 Ｃｌｉｅｎｔ端，
Ｅ（ＣｒｅｄＣ ，Ｋ－１
）。

步骤３－４：Ｃｌｉｅｎｔ收到 ＴＴＰ 发送的报文后，利 用 ＴＴＰ 的公钥 ＫＴＴＰ 进行解密，得
到平台身份 匿 名 凭 平台身份认证［１２，１３
］，实 现了对平台身份信息隐私的
证 ＣｒｅｄＣ 与挑战随机数
ＮＳ 一起，经 ＤＡＡ 认证算法 保护。

直接匿 名 证 明 （ＤＡＡ）采 用零知识证明和群 签名密码技术，可以实现对平台身份的匿名证明 ，从 而可以在无法确定远程证明的是具体哪个平台的情 况下，保证远程证明的平台是真实的 ，具体原理参见 文献［１２，１３］。

双 向平台身份认证与完整性验证阶 段的具体设计流程如图 ２所示。

图 ２ 双向平台身份认证与完整性验证流程
Ｆｉｇ．２ Ｐｒｏｃｅｓｓｏｆｂｉｄｉｒｅｃｔｉｏｎａｌｐｌａｔｆｏｒｍｉｄｅｎｔｉｔｙａｕｔｈｅｎ－ ｔｉｃａ
ｔｉｏｎ
生成 ＤＡＡ 验证签名δＣ 。

同时 发起对 Ｓｅｒｖｅｒ端 的平 台匿名身 份 认 证 与 完 整 性 验 证 挑 战。

报 文 内 容 包 括：ＤＡＡ 平台证明挑战随机数 ＮＣ ，ＭｅｓＣ ，δＣ ，需 要 度量 的 Ｓｅｒｖｅｒ 端 组 件 参 数 列 表 ＰａｒａｍｓＳ ，时 间 戳
ＴＣ ，所发送的信息表示为
： Ｅ（ＮＣ ｜ＭｅｓＣ ｜δＣ ｜ＰａｒａｍｓＳ ｜ＴＣ ，ＫＣＳ）。

步 骤 ３－５：Ｓｅｒｖｅｒ收 到 Ｃｌｉｅｎｔ端 的 报 文 后 ，利 用 会 话 密 钥 ＫＣＳ 进 行 解 密 ，检查时间戳以防止重 放 攻 击 。

验 证 ＤＡＡ 平 台 身 份 验 证 签 名 δＣ 。

若 验 证 通 过 ，将 ＮＣ 进 行 缓 存 ；根 据 收 到 的 组 件 参 数 列 表 ＰａｒａｍｓＳ ，
利 用 相 应 的 ＩＭＣ 收集相关的组 件 信 息 ，提 取 出 存 储 着 这些组件信息的 ＰＣＲ 值 ＰＣＲＳ ；导 出 完整性度量日志 ＬｏｇＳ ，为 防 止 伪 装 攻 击 ，利 用 ＴＴＰ 的 公 钥 ＫＴＴＰ 进
行 加 密 生 成 ＭｅｓＳ
＝ Ｅ（ＰＣＲＳ｜ＬｏｇＳ ，
ＫＴＴＰ）。

生 成 ＤＡＡ 平 台 证 明 凭 证 请 求 ＲｅｑＳ 。

Ｓｅｒｖｅｒ
重新生成最新的时间戳 ， 步骤 ３－１：Ｓｅｒｖｅｒ 向 Ｃｌｉｅｎｔ发 送 平 台 匿 名 身 份 认证与完整性验证挑战。

报文内容包括：ＤＡＡ 平台 证明挑战随机数 ＮＳ （ＤＡＡ 平台身份认证需用到
，非 防重放攻击所需），需度量的 Ｃｌｉｅｎｔ端组件参数列表 ＰａｒａｍｓＣ ，时间戳 ＴＳ 。

其中，需度量的组件参数列表
ＰａｒａｍｓＣ 由 Ｓｅｒｖｅｒ根据自身的平台安全鉴别策略产 与 ＭｅｓＣ 、ＲｅｑＳ
ｅｄ 一 起 发 送 至 ＴＴＰ 进 行 验 证 ，所 发 送的信息表示为 ：
ＭｅｓＣ ｜ＭｅｓＳ ｜ＲｅｑＳ
ｅ
ｄ｜ＴＳ 。

步 骤 ３－
６：ＴＴＰ 收 到 Ｓｅｒｖｅｒ发 送 的 报 文 后，首 先检查时间戳的有效性以防止重放攻击。

检查通过 后，ＴＴＰ 根
据 收 到 的 ＤＡＡ 平 台 证 明 凭 证 请 求 生，时 间 戳 ＴＳ 由 Ｓｅｒｖｅｒ端 ＴＰＭ 的 时 钟 计 数 器 产
ＲｅｑＳ ｄ
，利
用 相 应 的 ＤＡＡ 认 证 算 法 生 成 相 应 的 生。

然后利用 Ｃｌｉｅｎｔ与 Ｓｅｒｖｅｒ协商的会话密钥 ＫＣＳ ＤＡＡ 平台身份匿名凭证 ＣｒｅｄＳ ；利用 Ｋ－１ 对
ＭｅｓＣ 对消息进行加密，所发送的信息表示为 ：
Ｅ（ＮＳ ｜ＰａｒａｍｓＣ ｜ＴＳ
，ＫＣＳ）。

步 骤 ３－
２：Ｃｌｉｅｎｔ收 到 Ｓｅｒｖｅｒ发 送 的 请 求 报 文 及 ＭｅｓＳ 进行解密，得 到 ＰＣＲＣ 及 ＰＣＲＳ
，然 后 验 证 Ｃｌｉｅｎｔ与 Ｓｅｒｖｅｒ 的 平 台 完 整 性。

根 据 验 证 结 果， ＴＴＰ 生成 Ｃｌｉｅｎｔ
端 的平台身份与完整性验证结 果
Ｒｅｓ ＰＩＫ 后，利用会话密钥 ＫＣＳ 进行解密，检查时间戳 ＴＳ ，进
Ｃ ＰＩＫ 与 ＲｅｓＳ
，与 ＣｒｅｄＳ
及 时 间 戳 ＴＴＴＰ 一
起 经
ＰＩＫ 、 ＰＩＫ ＰＩ Ｃ
Ｃ
Ｓ
ＴＴＰ
ＡＩ ＡＩＫ ＡＩＫ ＴＴＰ Ｓ 第 ４期
徐明飞，等：可信网络连接双向认证协议的设计与分析
３１１
ＴＴＰ
加密后，发送至 信息表示为：
端，所发送的
曾发送过包含 Ｘ 的消息。

Ｐ ≡Ｑ !ＫＰ，Ｐ ｛Ｘ｝Ｋ
Ｅ（ＲｅｓＣ ｜ＲｅｓＳ Ｋ ｜ＣｒｅｄＳ ｜ＴＴＴＰ，Ｋ－１
Ｐ ≡Ｑ ～Ｘ
ＰＩＫ
ＰＩ
）
ＴＴＰ
步 骤 ３－７：Ｓｅｒｖｅｒ端 接 收 ＴＴＰ 发 送 的 报 文 后， 利用 ＴＴＰ 的公钥 ＫＴＴＰ 进行解密，首先检查时间戳 以防止重放攻击，如果检查通过，由平台身份匿名凭
证 ＣｒｅｄＳ 与缓存的挑战随机数 ＮＣ 一起，经 ＤＡＡ 认 证算法生成 ＤＡＡ 验证签名δＳ 。

根 据 Ｃｌｉｅｎｔ平 台完 （２）接收 消息规则 （Ｓｅｅｉｎｇ
ｒｕｌｅｓ），表 示如果 Ｐ 相信Ｐ 的 公 钥 为 Ｋ ，且 Ｐ 收 到 用 Ｋ 加 密 的 消 息 ｛
Ｘ｝Ｋ ，则可推得 Ｐ 收到过 Ｘ 。

｛Ｘ ｝Ｋ。

整性验证结果 ＲｅｓＣ 生成针对 Ｃｌｉｅｎｔ的 相应的访
（３）新鲜性规则（Ｆｒｅｓｈｎｅｓｓｒｕｌｅｓ
），表示如果 Ｐ ＰＩＫ
， 问决 策。

同 时，将 平 台 完 整 性 验 证 结 果 ＲｅｓＣ
相信 Ｘ 是新鲜的，则 可推得 Ｐ 相信 Ｘ ，Ｙ 的整体信 息也是新鲜的。

Ｓ
ＰＩＫ 与 ＤＡＡ 验证签名δＳ 及时间戳 ＴＳ
经会话密。

钥加密后发送给 Ｃｌｉｅｎｔ，所发送的信息表示为
： Ｐ ≡＃（Ｘ，Ｙ）
Ｅ（ＲｅｓＣ ｜ＲｅｓＳ Ｋ ｜δＳ ｜ＴＳ ，ＫＣＳ）。

（４）临时值校验规则（Ｎｏｎｃｅｖｅｒｉｆｉｃａｔｉｏｎｒｕｌｅ）， 步骤３－
８：Ｃｌｉｅｎｔ端 接收 Ｓｅｒｖｅｒ发 送的报文后， 利用会话密钥进行解密 ，首先检查时间戳以防止重 放攻击，如果检查通过，则 验证 ＤＡＡ 平台身份验证 签名δＳ ，验 证 通 过 后，根据平 台 完整性验证结果
表示如果 Ｐ 相信 Ｘ 是新鲜的，且 Ｐ 相信 Ｑ 曾发送 过 Ｘ ，则可推得 Ｐ 相信Ｑ 相信 Ｘ。

Ｓ
ＰＩＫ 生成相应的访问决策。

（５）仲 裁 规 则 （Ｊｕｒｉｓｄｉｃｔｉｏｎｒｕｌｅ
），表 示 如 果 Ｐ 至此，双 向平台身份认证与完整性验证阶段结 束。

整个平台身份认证与完整性验证过程中 ，从 未 使用到 Ｃｌｉｅｎｔ与 Ｓｅｒｖｅｒ的平台 身份证书，保 证了平 台身份隐私信息的安全。

３ ＴＮＣＭＡＰ协议的安全性与效率分析
３．１ ＴＮＣＭＡＰ 协议的安全性分析 相信Ｑ 对 Ｘ 有控制权，且 Ｐ 相信Ｑ 相信 Ｘ ，则 可推 得 Ｐ 相信 Ｘ。

Ｘ
Ｐ ≡（６）会话密钥 规则 （Ｓｅｓｓｉｏｎｋｅｙｒｕｌｅｓ），表 示如 果 Ｐ 相信密钥 Ｋ 是新鲜的，且 Ｐ 相信Ｑ 相信 Ｘ （Ｘ 是密钥 Ｋ 的元素），则可推得 Ｐ 相信Ｐ 与Ｑ 的共享 密钥是 Ｋ 。

３．１．１ ＢＡＮ
逻辑 ＢＡＮ 逻辑［６，７］
是 一 种 模 态 逻 辑 （Ｍｏｄｅｌｌｏｇ
ｉｃ）， 在认证协议的形式化分析证明中起着重要的作用。

以下为 ＢＡＮ 逻辑中常用的逻辑符号：
Ｐ｜≡Ｘ ：Ｐ 相信Ｘ ；ＰＸ ：Ｐ 看到过Ｘ ，Ｐ
曾 收到过含有 Ｘ 的消息；
Ｐ｜～Ｘ ：Ｐ 曾说过Ｘ ，Ｐ 曾发送过包含Ｘ
的消
在 下面的分析过程 中，将 Ｃｌｉｅｎｔ 标 记 为 Ｃ， Ｓｅｒｖｅｒ
标记为 Ｓ。

３．１．２
协议理想化 双向用户身份认证： Ｍｅｓｓａｇｅ１－１： Ｃ → Ｓ：ＣｅｒｔＣ Ｃ
－１
息；｛Ｘ｝Ｋ ：Ｘ 用密钥 Ｋ 进行加密；
Ｍｅｓｓａｇｅ１－２： ＡＩＫ
，｛ＣｅｒｔＡＩＫ ，ＴＣ ｝ＡＩＫ Ｐ｜Ｘ ：Ｐ 对Ｘ 有控制权；＃（Ｘ）：Ｘ 是新鲜 * → ＴＴＰ：Ｃｅｒｔ
Ｃ
Ｃ
－１
， ＡＩＫ ， 的；
｛Ｃｅｒｔ
Ｓ
ＡＩＫ
，｛ＣｅｒｔＡＩＫ ，ＴＣ ｝ＡＩＫ Ｔ
ＣｅｒｔＳ
Ｋ
｜→Ｐ ：Ｋ 是Ｐ 的公钥；Ｐ !ＫＱ ：Ｐ 与Ｑ 的 共享密钥是 Ｋ；
ＡＩＫ
， Ｓ ｝ＡＩＫ－１
Ｍｅｓｓａｇｅ１－
３： ＴＴＰ → Ｓ：｛ＲｅｓＣ
Ｋ ，
ＡＩＫ
，
ＡＩＫ
，
ＢＡＮ 逻辑中的逻辑规则共有 １９ 条，与 本文协 ＣｅｒｔＳ Ｋ ，Ｔ
ＡＩ ＲｅｓＳ ｝ ＣｅｒｔＣ
议分析相关的逻辑规则主要有以下 ６条。

（其中，格 ＡＩ
Ｍｅｓｓａｇｅ１－４：
ＴＴＰ Ｋ－１
式 Ａ／Ｂ 表示由前提Ａ 推得结论Ｂ）： * → Ｃ：｛ＲｅｓＣ Ｋ ，ＲｅｓＳ ，ＣｅｒｔＣ ， （１）消 息 含 义 规 则 （Ｍｅｓｓａｇｅ ｍｅａｎｉｎｇｒｕｌｅｓ）， ＣｅｒｔＳ
Ｔ ，Ｔ
表示如果 Ｐ 相信 Ｑ 与 Ｐ 间 的 共 享 密 钥 为 Ｋ ，且 Ｐ 收到用 Ｋ 加 密 的 消 息 ｛Ｘ｝Ｋ ，则 可 推 得 Ｐ 相 信 Ｑ
ＡＩＫ ， ＴＴＰ｝Ｋ－１ 会话密钥协商与确认：
｛ Ｓ ｝ＡＩＫ－１
Ｒｅｓ Ｒｅｓ 。

－１ Ｓ
ＣＳ
Ｃｒ ＣＳ
Ｃｒ
ＴＴＰ Ｓ －１ Ｃ
ＰＩ ＰＩ Ｓ Ｓ Ｓ
Ｓ
ＡＩ ＡＩＫ
Ｃ
ＡＩＫ
ＡＩ
Ｃｒ
Ｃ
Ｓ
３１２
Ｍｅｓｓａｇｅ２－
１： 解 放 军 理 工 大 学 学 报 （自 然 科 学 版）
第 １５卷
ＡＩＫＣ
（２）ＴＴＰ｜≡ ＴＴＰ｜｜Ｃ
* → Ｃ：｛｛ＮｏｎｃｅＳ ｝ＡＩＫＣ ｝
ＡＩＫＳ
Ｍｅｓｓａｇｅ２－
２： －１
，Ｃ
ＡＩＫＳ
（３）ＴＴＰ｜≡
ＴＴＰ｜｜Ｓ （４）ＴＴＰ｜≡ ＴＴＰ｜ＣｒｅｄＣ
Ｃ → Ｓ：｛｛ＮｏｎｃｅＣ ｝ＡＩＫＳ ｝
ＡＩＫＣ
Ｍｅｓｓａｇｅ２－
３： * → Ｃ：｛ＳＭＡＣ ｝ＡＩＫ－１ 。

ＭＡＣ
（５）ＴＴＰ｜≡ ＴＴＰ｜ＣｒｅｄＳ
（６）ＴＴＰ｜≡ ＃（Ｔ） 双向平台身份认证与完整性验证：
Ｍｅｓｓａｇｅ３－１：
* → Ｃ：｛ＮＳ ，ＰａｒａｍｓＣ ，ＴＳ ｝Ｋ
３．１．４
协议的安全目标 双向用户身份认证：
ＡＩＫＳ （１）Ｃ｜≡｜Ｓ Ｍｅｓｓａｇｅ３－２： Ｃ → ＴＴＰ：ＲｅｑＣ
ｅｄ，Ｔ
Ｃ Ｍｅｓｓａｇｅ３－
３： ＴＴＰ → Ｃ：｛ＣｒｅｄＣ ｝Ｋ－１ Ｍｅ
ｓｓａｇｅ３－
４： Ｃ → Ｓ：｛ＮＣ ，ＭｅｓＣ ，δＣ ，ＰａｒａｍｓＳ ，ＴＣ ｝Ｋ
Ｍｅｓｓａｇｅ３－５：
* → ＴＴＰ：ＭｅｓＣ ，ＭｅｓＳ ，ＲｅｑＳ
ｅｄ，ＴＳ Ｍｅｓｓａｇｅ３－６： ＡＩＫＣ
（２）Ｓ｜≡｜
Ｃ
（３）Ｃ｜≡ Ｓ瓡ＡＩＫ－１
（４）Ｓ｜≡ Ｃ瓡ＡＩＫＣ 密钥协商：
（１）Ｃ｜≡ Ｃ !ＫＳ （２）Ｓ｜≡ Ｃ !ＫＳ
密钥确认：
（１）Ｃ｜≡Ｓ｜≡Ｃ !Ｋ
Ｓ
ＴＴＰ → Ｓ：｛ＲｅｓＣ Ｋ ，ＲｅｓＳ Ｋ ，ＣｒｅｄＳ ，ＴＴＴＰ｝Ｋ
－１
（２）Ｓ Ｃ
Ｃ !Ｋ
ＰＩ ＰＩ
ＴＴＰ
｜≡ ｜≡
Ｓ Ｍｅｓｓａｇｅ３－７： * → Ｃ：｛ＲｅｓＣ Ｋ
， ＰＩＫ
，δＳ ，
ＴＳ ｝Ｋ
双向平台身份认证： （）
ＰＩ
ＲｅｓＳ
３．１．３
初始化假设的确定 Ｃｌｉｅｎｔ端的初始假设：
ＡＩＫＣ
（１）Ｃ｜≡｜Ｃ
ＡＩＫ－
１
（２）Ｃ｜≡｜Ｃ
ＫＴＴＰ
（３）Ｃ｜≡
｜ ＴＴＰ
ＡＩＫＣ
（４）Ｃ｜≡ ＴＴＰ｜｜
Ｃ
（５）Ｃ｜≡ ＃（ＮｏｎｃｅＣ ） （６）Ｃ｜≡ ＃（Ｔ） １ Ｃ｜≡δＳ 瓡Ｓ
（２）Ｓ｜≡δＣ 瓡Ｃ 平台完整性验证：
（１）Ｃ｜≡ ＲｅｓＳ
Ｋ
（２）Ｓ｜≡ ＲｅｓＣ Ｋ
３．１．５
双向用户身份认证阶段的验证 （１）ＴＴＰ 验证消息来源，双 向用户身份认证阶 段防止重放攻击的证明
由 Ｍｅｓｓａｇｅ１－２根据接收消息规则得到 ： ＴＴＰ｛ＣｅｒｔＣ Ｋ，｛ＣｅｒｔＣ Ｋ，ＴＣ｝ＡＩＫ－１ ＣｅｒｔＳ Ｋ，｛ＣｅｒｔＳ Ｋ，ＴＳ｝ＡＩＫ－１
ＡＩ ＡＩ
， ＡＩ ＡＩ
｝ * 。

（７）Ｃ｜≡ Ｃ｜
ＲｅｑＣ
ｅｄ
ＴＴＰ ｛Ｔ ｝
Ｃｒ
（８）Ｃ｜≡ ＴＴＰ｜ＣｒｅｄＣ
Ｓｅｒｖｅｒ端的初始假设：
ＡＩＫＳ （１）Ｓ｜≡｜
Ｓ * ＡＩＫ－１
由接收消息规则和消息含义规则得到： ＡＩＫＳ
ＴＴＰ ｛ＴＳ ｝ＡＩＫ－１
，ＴＴＰ｜≡｜→Ｓ 。

ＴＴＰ｜≡Ｓ｜～ ｛ＣｅｒｔＣ Ｋ，｛ＣｅｒｔＣ Ｋ，ＴＣ｝ＡＩＫ－１ ＣｅｒｔＳ Ｋ，｛ＣｅｒｔＳ Ｋ，ＴＳ｝ＡＩＫ－１ ｝ ＡＩ ＡＩ
ＡＩ ＡＩ ＡＩＫ－
１
（２）Ｓ｜≡｜
→
Ｓ
ＫＴＴＰ
（３）Ｓ｜≡
｜ ＴＴＰ
ＡＩＫＳ 由此证明了可以验证消息来源于 Ｓｅｒｖｅｒ。

根据接收消息规则和新鲜性规则得到：
ＴＴＰ ｛ＴＳ ｝ＡＩＫ
－１ ，ＴＴＰ｜≡ ＃（Ｔ） 。

（４）Ｓ｜≡ ＴＴＰ｜｜Ｓ ＴＴＰ｜≡ ＃｛ＣｅｒｔＣ Ｋ ，｛ＣｅｒｔＣ ，ＴＣ｝ＡＩＫ－１ ，ＣｅｒｔＳ ，｛ＣｅｒｔＳ Ｋ，ＴＳ｝ＡＩＫ－１ ｝
（５）Ｓ｜≡ ＃（ＮｏｎｃｅＳ ） （６）Ｓ｜≡ ＃（Ｔ）
（７）Ｓ｜≡ Ｓ｜ＲｅｑＳ ｅｄ
（８）Ｓ｜≡ ＴＴＰ｜ＣｒｅｄＳ
ＴＴＰ 的初始假设：
ＫＴＴＰ
（１）ＴＴＰ｜≡
｜ ＴＴＰ
ＣＳ
Ｃ
由此证明了可以避免重放攻击。

同样的，ＴＴＰ接收到Ｍｅｓｓａｇｅ１－５时也可以验证消息来源于Ｃｌｉ－ｅｎｔ，且同样可以避免重放攻击。

（２）ＴＴＰ完成对Ｃｌ
ｉｅｎｔ和Ｓｅｒｖｅｒ的用
户身份
认证
由Ｍｅｓｓａｇｅ１－２根
据接收消息规则与
临时值校
ＡＩ ＡＩ * 。

Ｓ Ｓ
Ｓ Ｃ 。

Ｃ
Ｓ
Ｃ
Ｓ
Ｃ
Ｃ
第 ４期
徐明飞，等：可信网络连接双向认证协议的设计与分析
３１３
验规则分别得到： ＴＴＰ｛ＣｅｒｔＣ Ｋ ，｛ＣｅｒｔＣ Ｋ ，ＴＣ ｝ＡＩＫ－１
ＣｅｒｔＳ Ｋ ，｛ＣｅｒｔＳ Ｋ ，ＴＳ ｝ＡＩＫ－１
ＫＴＴＰ ＴＴＰ｜≡｜ ＡＩ ＡＩ
， ＡＩ ＡＩ ＡＩＫＣ ｝， Ｓ ＡＩＫＳ
ＴＴＰ 。

根据仲裁规则得到：
ＴＴＰ｜≡ ＴＴＰ｜≡｜
Ｃ，ＴＴＰ｜≡ ＴＴＰ｜≡｜Ｓ ＡＩＫＣ
ＡＩＫＣ
ＡＩＫＳ ＡＩＫＳ
ＴＴＰ｜≡ ＴＴＰ｜≡｜Ｃ ，ＴＴＰ｜≡ ＴＴＰ｜ ｜Ｃ
ＡＩＫＣ
ＴＴＰ｜Ｃ ＴＴＰ｜≡ ＴＴＰ｜≡｜Ｓ ，ＴＴＰ｜≡ ＴＴＰ｜ ｜
Ｓ。

ＡＩＫＳ
ＴＴＰ｜Ｓ
ＴＴＰ 完成了对 Ｃｌｉｅｎｔ和 Ｓｅｒｖｅｒ的用户身份证书的鉴别 。

由接收消息规则与消息含义规则得到：
ＫＴＴＰ
ＡＩＫＣ
ＴＴＰ ｛ＣｅｒｔＣ Ｋ ，ＴＣ ｝ＡＩＫ－１ ＣｅｒｔＳ Ｋ ，｛ＣｅｒｔＳ Ｋ ，ＴＳ ｝ＡＩ
Ｋ－１
ＴＴＰ｜≡｜ＴＴＰ ＴＴＰ｜≡｜
Ｃ
ＡＩ
，
ＡＩ
ＡＩ
｝，
，
ＴＴＰ｜≡ Ｃ｜～ ＣｅｒｔＣ
Ｋ
ＫＴＴＰ
ＡＩＫＳ
ＴＴＰ ｛ＣｅｒｔＣ Ｋ ，ＴＣ ｝ＡＩＫ－１ ＣｅｒｔＳ Ｋ ，｛ＣｅｒｔＳ Ｋ ，ＴＳ ｝ＡＩ
Ｋ
ＴＴＰ｜≡｜ＴＴＰ ＴＴＰ｜≡｜
Ｓ ＡＩ
，
ＡＩ
ＡＩ
｝，
，。

ＴＴＰ｜≡ Ｓ｜～ ＣｅｒｔＳ
Ｋ
从而得到：
ＴＴＰ｜≡ Ｃ瓡ＡＩＫ－１
Ｃ｜≡ ＴＴＰ｜～ ｛ＲｅｓＳ Ｋ，ＣｅｒｔＳ
Ｋ，
ＴＴＴＰ｝，Ｃ｜≡ ＃（Ｔ） ＡＩ ＡＩ 。

｛ Ｓ ， Ｓ ｝ Ｃ ，
ＴＴＰ｜≡ Ｓ瓡ＡＩＫ－１
Ｃ｜≡ ＴＴＰ｜≡ 由仲裁规则得到： Ｒ
ｅｓＡＩＫ ＣｅｒｔＡＩＫ
ＡＩＫＳ 此时 ＴＴＰ 完成了对 Ｃｌｉｅｎｔ和 Ｓｅｒｖｅｒ
的 用户身 Ｃ｜≡ ＴＴＰ｜≡ ｛ＲｅｓＳ ， ＡＩＫ｝， ＡＩＫ Ｃ
ｅｒｔＳ
Ｃ｜≡ ＴＴＰ｜｜Ｓ 。

份认证，确认了 Ｃｌｉｅｎｔ和 Ｓｅｒｖｅｒ拥 有相应的用户身 份私钥 ＡＩＫ－１ 和 ＡＩＫ－１
ＡＩＫＳ
Ｃ ｜≡｜Ｓ 此时 Ｃ 实现了对 Ｓ的用户身份证书的鉴别。

Ｃ Ｓ 。

（３）Ｓｅｒｖｅｒ完成对 Ｃｌｉｅｎｔ的用户身份认证 由 Ｍｅｓｓａｇｅ１－
３根据消息含义规则得到 ： ＫＴＴＰ 又由 Ｍｅｓｓａｇｅ１－４根据消息 含义规则与临时值 校验规则得到：
Ｓ ｛ＲｅｓＣ Ｋ，ＲｅｓＳ Ｋ，ＣｅｒｔＣ Ｋ，ＣｅｒｔＳ Ｋ，ＴＴＴＰ｝Ｋ－１ Ｓ｜≡｜ ＴＴＰ ＡＩＫ
Ｓ
ＡＩ ＡＩ ＡＩ ＡＩ ， ＴＴＰ。

Ｃ｛｛Ｃｅｒｔ
Ｓ
， ｝， Ｓ｜≡ ＴＴＰ｜～ ｛ＲｅｓＣ Ｋ，ＣｅｒｔＣ
Ｋ，ＴＴＴＰ｝
Ｃ｜ Ｓ｜ ＡＩＫ ｝ＡＩＫ－１ ＴＳ ＣｅｒｔＳ Ｃ｜≡｜Ｓ 。

｝， ＡＩ
ＡＩ
≡ ～ ｛｛ ＡＩＫ ｝ＡＩＫ－１ Ｃ｜≡ Ｓ瓡ＡＩＫ－１
由临时值校验规则得到：
Ｓ｜≡ ＴＴＰ｜～ ｛ＲｅｓＣ Ｋ ，ＣｅｒｔＣ
Ｋ
，ＴＴＴＰ｝，Ｓ｜≡ ＃（Ｔ） 此时 Ｃｌｉｅｎｔ实现了对 Ｓｅｒｖｅｒ
的 用户身份认证， 确认了 Ｓｅｒｖｅｒ拥有相应的用户身份私钥 ＡＩＫ－１。

ＡＩ ＡＩ 。

Ｓ
Ｓ｜≡ ＴＴＰ｜≡ ｛ＲｅｓＣ Ｋ
，ＣｅｒｔＣ
Ｋ｝ ＡＩ 由仲裁规则得到：
ＡＩ
ＡＩＫＣ
３．１．６
会话密钥协商与确认阶段的验证 （１）会话密钥的协商
Ｓ｜≡ ＴＴＰ｜≡ ｛ＲｅｓＣ Ｋ，ＣｅｒｔＣ
Ｋ｝，Ｓ｜≡ ＴＴＰ｜｜→Ｃ
由 Ｍｅｓｓａｇｅ２－
１根据消息含义规则得到 ： ＡＩ
ＡＩ。

ＡＩＫＣ
ＡＩＫＳ Ｓ｜≡｜
→
Ｃ Ｃ｛｛ＮｏｎｃｅＳ ｝ＡＩＫ ｝ －１
此时 Ｓｅｒｖｅｒ实 现 了 对 Ｃｌｉｅｎｔ的用户身份证书 的鉴别。

又由 Ｍｅｓｓａｇｅ１－１根据消息 含义规则与临时值 校验规则得到：
ＡＩＫＣ Ｃ ＡＩＫＳ
，Ｃ｜≡｜Ｓ。

Ｃ｜≡ Ｓ｜～ ＮｏｎｃｅＳ
又由临时值校验规则得到：
Ｃ｜≡ Ｓ｜≡ ＮｏｎｃｅＳ。

由接收消息规则得到：
Ｓ｛｛ＣｅｒｔＣ Ｋ ｝ＡＩＫ－１ ＴＣ
Ｓ｜≡｜→Ｃ ＣＮｏｎｃｅＳ ，Ｃ｜≡ ＃
（ＮｏｎｃｅＣ ） ＡＩ ， ｝， 。

Ｃ｜≡ ＃（ＮｏｎｃｅＳ ｜｜ＮｏｎｃｅＣ ）
Ｓ｜≡ Ｃ｜～ ｛｛ＣｅｒｔＣ
Ｋ ｝ＡＩＫ
－１
Ｓ｜≡ Ｃ瓡ＡＩＫ－１
ＡＩ ｝， Ｃ
此时 Ｓｅｒｖｅｒ实现了对 Ｃｌｉｅｎｔ
的 用户身份认证， 确认了 Ｃｌｉｅｎｔ拥有相应的用户身份私钥 ＡＩＫ－１
由会话密钥规则得到：
Ｃ｜≡ ＃ （ＮｏｎｃｅＳ ｜｜ＮｏｎｃｅＣ ）
，Ｃ｜≡ Ｓ｜≡ ＮｏｎｃｅＳ。

Ｃ｜≡ Ｃ !ＫＳ
（４）Ｃｌｉｅｎｔ完成对 Ｓｅｒｖｅｒ的用户身份认证 从而证 明 了 Ｃｌｉｅｎｔ相 信 与 Ｓｅｒｖｅｒ协 商 的 会 话 由 Ｍｅｓｓａｇｅ１－４根据消息含义规则得到 ： ＫＴＴＰ 密钥 ＫＣＳ ＝ Ｈ（ＮｏｎｃｅＣ ｜｜ＮｏｎｃｅＳ ）。

Ｃ ｛ＲｅｓＣ Ｋ，ＲｅｓＳ Ｋ，ＣｅｒｔＣ Ｋ，ＣｅｒｔＳ Ｋ，ＴＴＴＰ｝Ｋ－１ Ｃ｜≡｜ ＴＴＰ
同理，由 Ｍｅｓｓａｇｅ２－２ 可以证得 Ｓ｜≡ Ｃ !ＫＳ， ＡＩ ＡＩ ＡＩ ＡＩ ， ＴＴＰ 。

Ｃ｜≡ ＴＴＰ｜～ ｛ＲｅｓＳ Ｋ，ＣｅｒｔＳ Ｋ，ＴＴＴＰ｝ 从而得到 Ｓｅｒｖｅｒ Ｃｌｉｅｎｔ
ＡＩ
ＡＩ
相信与 协商的会话密钥。

Ｃ
由临时值校验规则得到：。

Ｃｒ ＰＩ ＰＩ
Ｋ 。

３１４
解 放 军 理 工 大 学 学 报 （自 然 科 学 版）
第 １５卷
（２）会话密钥的确认
由 Ｍｅｓｓａｇｅ２－２根据消息含义规则得到 ： ＳＣＭＡＣ ，Ｓ｜≡ Ｃ !ＫＳ
抗伪装攻击，抗重放攻击，保证平台身份匿名性及平 台配置机密性等新的安全功能。

表１ 是 所 提 协 议 ＴＮＣＭＡＰ 与 ＴＮＣ 协 议 及 Ｓ｜≡ Ｃ｜～ Ｃ !Ｋ
Ｓ
由临时值校验规则得到： Ｓ｜≡ Ｃ｜～ Ｃ !ＫＳ，Ｓ｜≡ ＃（Ｃ !ＫＳ）
｜≡ ｜≡ !
从而实 现 了 Ｓｅｒｖｅｒ对 Ｃｌｉｅｎｔ的会话密钥的确 认。

同理，由 Ｍｅｓｓａｇｅ２－
３可以证得： Ｃ｜≡ Ｓ｜≡ Ｃ !Ｋ
Ｓ。

从而实 现 了 Ｓｅｒｖｅｒ与 Ｃｌｉｅｎｔ之间的会话密钥 的双向确认。

３．１．７
双向平台身份认证与完整性评估阶段验证 （１）ＴＴＰ 双 向 平 台 身 份 认 证 与 完 整 性 评 估 阶 段防止重放攻击的证明
由 Ｍｅｓｓａｇｅ３－２ 根 据 消 息 含 义 规 则、接 收 消 息 规则和新鲜性规则得到：
ＴＴＰ｛ＲｅｑＣ
ｅｄ，
ＴＣ ｝，ＴＴＰ｜≡ ＃（Ｔ） Ｃｒ
， ＴＴＰ｜≡ ＃｛Ｒｅｑｅｄ，Ｃ ｝
由此证明了可以避免重放攻击。

（２）Ｓｅｒｖｅｒ完成对 Ｃｌｉｅｎｔ的平台身份认证 根据消息含义规则与临时值校验规则得到：
Ｓ｜≡ Ｃ !ＫＳ，Ｓ ｛ＮＣ ，ＭｅｓＣ ，δＣ ，ＰａｒａｍｓＳ ，ＴＣ ｝Ｋ
ＣＳ
｜≡δＣ 瓡
此时，Ｓｅｒｖｅｒ完成了对 Ｃｌｉｅｎｔ的平台身份的认证 。

（３）Ｓｅｒｖｅｒ实现对 Ｃｌｉｅｎｔ的完整性认证 又由 Ｍｅｓｓａｇｅ３－４根据消息 含义规则和消息接 收规则得到：
ＴＣＡ 协议在安 全 功 能 方 面 的 对 比 分 析。

通 过 表 １ 中安全功 能 的 对 比 可 以 看 出 ，ＴＮＣＭＡＰ 协 议 在 提 高通信效率，抵抗 伪装、重 放攻击，增强机密性等方 面具有较大优势。

表 １ 协议安全功能对比
Ｔａｂ．１ Ｃｏｍｐａｒｉｓｏｎｏｆｐｒｏｔｏｃｏｌｓｓｅｃｕｒｉｔｙｆｕｎｃｔｉｏｎｓ
安 全 属 性
ＴＮＣ ＴＣＡ ＴＮＣＭＡＰ 终端完整性 √
√ √ 服务器端完整性
× √ √ 双向认证
× √ √ 会话密钥协商确认
× × √ 消息源确认 × × √ 抗伪装攻击 × × √ 抗重放攻击 × × √ 平台身份匿名性 × × √ 平台配置机密性
×
×
√
３．２ ＴＮＣＭＡＰ 协议的效率分析
对 ＴＮＣ、ＴＣＡ 及 ＴＮＣＭＡＰ
协议的计算量进行 定量统计分析，得到如表 ２所示三者计算量统计值。

由于非 对 称 加 解 密 计 算 量 远 大 于 对 称 加 解 密，故 ＴＮＣＭＡＰ计算效率高于 ＴＣＡ。

虽然 ＴＮＣ 计算量较 低，但其安全性与 ＴＣＡ 和 ＴＮＣＭＡＰ相比太低。

表 ２ 协议运算量对比
Ｔａｂ．２ Ｃｏｍｐａｒｉｓｏｎｏｆｐｒｏｔｏｃｏｌｓｃｏｍｐ
ｕｔａｔｉｏｎ 次
ＴＮＣ ＴＣＡ ＴＮＣＭＡＰ Ｓ ｛ＲｅｓＣ Ｋ，ＲｅｓＳ Ｋ，ＣｒｅｄＳ，
ＴＴＴＰ｝Ｋ
－１
ＫＴＴＰ ，Ｓ｜≡｜ ＴＴＰ ＰＩ ＰＩ
ＴＴＰ。

Ｓ｜≡ ＴＴＰ｜～ ＲｅｓＣ Ｋ，ＳＲｅｓＣ
Ｋ
散 列 计 算
０
０
２
综 合 安 全 性 与 效 率 的 分 析， 与
ＰＩ 由临时值验证规则得到： Ｓ｜≡ ＴＴＰ｜～ ｛ＲｅｓＣ
Ｋ ｝ＰＩＫ
ＰＩ
Ｓ｜≡ ＃
Ｔ
ＴＮＣ、ＴＣＡ 相比具有较大优势。

ＴＮＣＭＡＰ
ＰＩ
， （ ） 。

Ｓ｜≡ ＴＴＰ｜≡ Ｒｅｓ
Ｃ Ｋ
４ 结 语
由仲裁规则得到： Ｓ｜≡ ＴＴＰ｜≡ ＲｅｓＣ
Ｋ ，Ｓ｜≡
｜
ＲｅｓＣ
Ｋ
，通 过 引 入 ＴＴＰ
ＰＩ Ｓ｜≡ Ｒｅｓ
Ｃ Ｋ
ＴＴＰ ＰＩ
本文设计的双向认证 协 议
，实
ＰＩ
从而得到：Ｓ｜≡ ＲｅｓＰＩＫ
，Ｓｅｒｖｅｒ实 现了对 Ｃｌｉ－
Ｃ
ｅｎｔ的完整 性 认 证。

且 Ｓｅｒｖｅｒ
只 能 得 到 ＴＴＰ 反 馈 的针对 Ｃｌｉｅｎｔ结果 ＲｅｓＣ
同理，可 以 实 现 ＴＴＰ 对 Ｓｅｒｖｅｒ的 平 台 身 份 认 证及 Ｃｌｉｅｎｔ对 Ｓｅｒｖｅｒ的完整性认证。

通过以上的 安 全 性 分 析，本 文 所 设 计 的 ＴＮＣ－ ＭＡＰ 协议具有会话密钥协商与确认
，消 息源确认， 现了针 对终 端 及 接 入 网络的双向身 份 和 平 台 认 证 ，确 保了通信双 方 的 真 实 可 靠 ；通 过 对 终 端 及 网 络的各组件进行 完 整 性 度 量 ，并 由 ＴＴＰ 进 行 可 信 评估 ，保 证了终端 及 接 入 网 络 的 安 全 可 信 ；通 过 对 相应的平 台 配置信息进行加密 ，实 现 了 终 端 和 网 络平台配置信息 的 机 密 性。

目 前 所 提 出 的 双 向 认 证协议的很多通 信 是 通 过 ＴＴＰ 进 行 的 ，如 何 进 一 步降低 ＴＴＰ 的通信 载 荷 ，提 高 认 证 效 率 是 下 一 步。

Ｓ 非对称加密
２ １４ １１ 非对称解密 ２ １４ １１ 对称加密 ０ ０ ３ 对称解密
０ ０ ３
第４期徐明飞，等：可信网络连接双向认证协议的设计与分析３１５
研究的主要工作。

参考文献：
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ＴＬＶＢｉｎｄｉｎｇ＿ｖ１＿０＿ｒ３７ａ．ｐｄｆ．
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（责任编辑：徐金龙）。