計算機網絡的普及使更多的資源和應用可以利用網絡遠程獲得，所以身份認證問題成為網絡安全研究中的重要課題。當前主要的身份認證方法有以下幾種：基于口令的身份認證；基于生物特征的身份認證；基于智能卡的身份認證以及幾種方式的混合認證。結合密碼學和智能卡技術的身份認證方案也被多次提出，許多專家和學者還提出了多種改進的方案。

　　但是，這些方案均會出現一些不可避免的漏洞。針對多種方案的漏洞，該文提出了一種在智能卡中引入公鑰密碼算法的認證方案，并對其安全性進行了分析，該方案的安全性和優越性也在文中得到體現。

　　0 引言

　　隨著計算機網絡的普及和電子商務的發展，越來越多的資源和應用都是利用網絡遠程獲得的。如何確保特定資源只被合法、授權的用戶訪問，即如何正確地鑒別出用戶的身份是確保通信網和數據安全的首要條件。目前，主要的身份認證方法有3 種：基于口令的身份認證；基于生物特征的身份認證和基于智能卡的身份認證。結合密碼學技術，很多專家和學者提出了基于智能卡的身份認證的有效方案。

　　2000 年，Sun提出了一種基于哈希函數的智能卡有效遠程認證方案，但該方案容易遭受密碼猜測攻擊和內部攻擊。2002 年，文獻[5]作者也在單向哈希函數基礎上提出了一種方案。隨后，很多專家和學者提出了各自的方案，這些方案通過引入隨機數、計數器、時戳等參數來實現有效地、安全地雙向認證。但遺憾的是，這些方案均會出現一些不可避免的漏洞。

　　在分析以上方案的基礎上，這里提出了一種新的遠程用戶認證方案。該方案是隨著電子技術和芯片技術的發展而產生的設想。文獻[6-8]證明了公鑰密碼算法在智能卡中的應用。該方案在保留了以上文獻所采用的部分參數的基礎上，在智能卡中引入了公鑰密碼算法，可靠地實現了通信雙方的身份認證，能夠抵御多數類型攻擊，具有很強的安全性。

　　1 術語定義

　　下面定義在文中所用到的符號：

　　U 表示認證協議中的用戶；S 表示認證協議中的認證服務器；
ID 為用戶的身份標識；PW 為用戶登陸口令；Ti 為時戳；h﹙·﹚為單向哈希函數；⊕為異或運算；為安全的通信信道；→為不安全的、普通的通信信道；E 為加密算法；D 為解密算法；Ku 為用戶的公鑰；ku 為用戶的私鑰；Ks 為服務器的公鑰；ks 為服務器的私鑰。

　　2 所提出的認證方案

　　該方案由注冊階段、登陸階段、雙向驗證階段、密碼修改階段組成。

　　2.1 注冊階段

　　R1：用戶選擇自己的標識ID、公鑰Ku、私鑰ku、口令PW 并計算h﹙PW﹚，通過安全信道提交給認證服務器S，即US：ID，h﹙PW﹚，Ku，ku。

　　R2：服務器產生自己的私鑰ks 和公鑰Ks，并將自己的公鑰Ks 發布出去，將ks 保存好，把用戶的公鑰Ku 存入數據庫。同時服務器計算Vi=h﹙ID⊕ks﹚，Ri=h﹙ID⊕ks﹚⊕h﹙PW﹚，然后將信息{Ri，h﹙·﹚，Ks，ku，公鑰算法}寫入智能卡。

　　R3: S 把智能卡通過安全信道交給用戶，即S U：Card{Ri，h﹙·﹚，Ks，ku，公鑰算法}。

　　2.2 登陸階段

　　L1：用戶U 把智能卡插入相關終端設備，輸入ID、PW，智能卡與終端設備驗證ID、PW 的合法性，否則放棄。

　　L2：記錄系統時戳T1，智能卡計算Vi=Ri⊕h﹙PW﹚，C1= h﹙T1⊕Vi﹚，并使用服務器的公鑰Ks 進行加密運算，ET1=E﹙T1，Ks﹚，EC1=E﹙C1，Ks﹚。

　　L3：用戶U 通過一般信道將登陸信息m1{T1，C1，ET1，EC1}發給服務器S，即：U→S: m1{ T1，C1，ET1，EC1}。

　　2.3 雙向驗證階段

　　V1：服務器S 收到m1{ T1，C1，ET1，EC1}后，首先用自己的私鑰ks 進行解密運算：T1*=D﹙T1，ks﹚，C1*=D（C1，ks﹚，然后進行比較判斷：T1*與T1 是否相等，C1*與C1 是否相等。若不能滿足兩者同時相等，則放棄；若兩者同時相等，則進行下面的計算。

　　V2：計算Vi= h﹙ID⊕ks﹚。

　　V3：驗證h﹙T1⊕Vi﹚是否與C1 相等，若不相等，則為非法用戶；若相等，則為合法用戶。

　　V4：記錄系統時戳T2，計算C2= h﹙T2⊕Vi﹚，并使用存儲在數據庫中的用戶的公鑰Ku 進行加密運算：ET2=E（T2，Ku﹚，EC2=E﹙C2，Ku﹚。

　　V5：服務器S 通過一般信道將反饋信息m2{ T2，C2，ET2，EC2}發給用戶U。即：S→U: m2{ T2，C2，ET2，EC2}。

　　V6：用戶U 收到信息m2{ T2，C2，ET2，EC2}后，使用自己的私鑰ku 進行解密運算：T2*=D﹙T2，ku﹚，C2*=D﹙C2，k u﹚，然后進行比較判斷：T2*與T2 是否相等，C2*與C2 是否相等。若不能滿足兩者同時相等，則放棄；若兩者同時相等，則進行下面的計算。

　　V7：驗證h﹙T2⊕Vi﹚是否與C2 相等，若不相等，則為非法服務器；若相等，則為合法服務器。

　　2.4 密碼修改階段

　　P1：計算Ri*=Ri⊕h（PW）⊕h（PW*）=h（ID⊕ks）⊕h﹙PW*﹚。

　　P2：用Ri*取代Ri，并存放在智能卡中。

　　3 安全性分析

　　該方案引入了公鑰密碼體制，在非安全信道傳遞信息時，均經過加密處理，因此具有很強的安全性，能抵御多種攻擊。

　　3.1 重放攻擊

　　假設攻擊者截獲了L3 階段的登錄信息m1{ T1，C1，ET1，EC1}，并且更改了明文形式的時戳T1 為T1’。但是，在登錄信息中仍然包含了加密后的時戳ET1，在V1 階段，由于解密出的T1*≠T1’，攻擊者遭到拒絕。

　　3.2 拒絕服務攻擊

　　在很多文獻中都是利用T2-T1=ΔT 來作為驗證條件，因此當網絡發生阻塞或攻擊者故意攔截登錄信息并延遲一段時間后再重新向S 傳遞時，S 檢測出ΔT 不符合條件，容易發生拒絕服務攻擊。文中所提出的方案，不需要用ΔT 來作為驗證條件，即使網絡阻塞或攻擊者故意延遲，由于T1 的值沒有改變，T1= T1*，故不會引起拒絕服務攻擊。并且系統不需要很嚴格的同步要求。

　　3.3 ReflectiON Attack 攻擊

　　假設攻擊者截獲L3 階段的信息m1{ T1，C1，ET1，EC1}并阻塞該信息的傳輸，而且假冒S，跳過驗證階段的V1~V4階段，直接又向用戶U 發送m1{ T1，C1，ET1，EC1}，企圖冒充V5 階段的信息m2{ T2，C2，ET2，EC2}。但該方案中，ET1、EC1 是用S 的公鑰Ks 加密的，只能用S 的私鑰ks 來解密，而用戶U 沒有ks ,因此無法計算出T1*和C1*，故此攻擊不可行。

　　3.4 Parallel Attack 攻擊

　　假設攻擊者截獲V5 階段的信息m2{ T2，C2，ET2，EC2}，并假冒用戶U 向S 重新發送m2。但在S 端要進行解密計算卻是不可行的，因為ET2、EC2 是用U 的公鑰Ku 加密的，而其私鑰k u 在U 端才用，S 端不能進行解密運算。

　　3.5 智能卡丟失復制攻擊

　　由于攻擊者不知道密碼PW，故無法得出Ri=h（ID⊕ks）⊕h（PW）。同樣，即使得知了ID、PW，如果沒有智能卡，也無法假冒用戶U。

　　3.6 真正地雙向認證

　　方案使用了公鑰密碼算法，U、S 分別使用對方的公鑰加密，然后發送信息，使用自己的私鑰解密，在計算上是平等的，所以無論攻擊者要假冒哪方都是不可行的，從而實現了真正地雙向認證。

　　4 結語

　　從以上分析可以看出，通過引入公鑰加密體制，文中提出的方案可抵御重放攻擊、拒絕服務攻擊、Reflection Attack攻擊、Parallel Attack 攻擊、智能卡丟失復制攻擊，并且實現了通信雙方的雙向身份認證。雖然該方案由于公鑰密碼算法的引入占用了部分的計算資源，但卻大大提高了系統的安全性，并且隨著電子技術和芯片技術的快速發展，智能卡計算能力和存儲能力的不斷提高，該方案優越性會越來越突出其。該方案具體采用公鑰密碼算法中的哪種算法如RSA、El-Gamal、橢圓曲線等，不在本文討論范圍。