基于身份加密體制的無線網(wǎng)絡(luò)認證授權(quán)模型

趙 慶，王 斌，張淏湜

（揚州大學 信息工程學院，江蘇 揚州225127）

傳統(tǒng)的公鑰基礎(chǔ)設(shè)施（public key infrastructure，PKI）認證體系是利用可信第三方通過頒發(fā)證書的形式綁定網(wǎng)絡(luò)中用戶身份及其公鑰，在通信過程中驗證證書的有效性即可判定用戶身份的真實性［1］，而在無線網(wǎng)絡(luò)環(huán)境下傳送證書須消耗較大的帶寬，導致身份認證過程的網(wǎng)絡(luò)訪問延遲，因此許多專家學者作了大量研究．MILLER［2］提出橢圓曲線在密碼學中的使用，主要通過使用更小的密鑰提供相當或更高等級的安全．高志剛等［3］通過橢圓曲線定義了群之間的雙線性映射．SHAMIR［4］提出的基于身份的密碼學體制（identity－based encryption，IBE）是由密鑰生成中心將用戶公開的身份標志（如用戶姓名、身份證號等）生成私鑰，從而提高密鑰的管理水平．JOUX［5］利用Weil配對技術(shù)提出了僅需一輪通信且基于身份的三方密鑰共享協(xié)議．文獻［6－8］采用橢圓曲線上Pairing的基于身份的加密算法，不再利用數(shù)字證書將用戶身份與公鑰綁定，故簡化了認證過程．MOON 等［9］提出了一種利用AAA（authenticatian，authorization，accounting）體系結(jié)構(gòu)的基于身份的票據(jù)方案，然而用戶在漫游服務(wù)器認證時可能會被還原出真實身份．文獻［10］提出了更為嚴謹?shù)穆握J證方案，但該方案由于須接入智能卡而不具通用性．本文利用文獻［11］提出的無證書公鑰密碼體制，提出一種基于文獻［10］漫游認證方案的無線網(wǎng)絡(luò)安全身份票據(jù)方案，并進行了安全性分析．

1 基于身份的票據(jù)方案

1．1 系統(tǒng)參數(shù)設(shè)置

給定加法群（G1，＋）和乘法群（G2，·），素數(shù)階為q，其位長一般是160bit，且求解離散對數(shù)是困難的．雙線性映射e：G1×G1→G2，P 為G1的生成元．設(shè)在G1上的CDH（computational diffiehellman）假設(shè)成立．CDH 假設(shè)：G＝〈P〉是階為q的循環(huán)群，輸入x·P，y·P∈G1（x，y∈Z＊q，且其值未知），則計算（xy）·P 是困難的．

定義1①A→B：m，表示A 向B發(fā)送信息m；②x∈RS，表示在群S 中等概率的選取隨機數(shù)x；③Ex（m），表示將消息m 用密鑰x 加密；④signx（m），表示將消息m 用密鑰x 簽名．

1）參數(shù)建立．對安全參數(shù)k，給出EG＝（e（·），G1，G2，q，P），隨機選取s∈Z＊q為系統(tǒng)私鑰并計算系統(tǒng)公鑰PS＝s·P．選取無碰撞散列函數(shù)H：（0，1）＊→Z＊q；H1：｛0，1｝＊×G1→｛0，1｝i，i是輸出數(shù)據(jù)的長度；H2，H3：｛0，1｝＊→G1．公開參數(shù)為EG，PS，H，H1，H2，H3．

2）用戶私鑰提?。脩鬋 選取xC∈RZ＊q并計算YC＝xC·P 作為自己的公鑰公開．密鑰生成中心PKG 由系統(tǒng)私鑰s和用戶C公開身份IDC∈｛0，1｝＊及YC，計算QIDC＝H2（IDC‖YC）及用戶部分私鑰DIDC＝s·QIDC，并儲存用戶的公鑰，再將DIDC通過安全信道發(fā)送給用戶C．確定用戶C 的公開身份為IDC，公鑰為YC，私鑰為（DIDC，xC）．

3）用戶認證及密鑰交換．用戶C 選取r∈RZ＊q，t∈RZ＊q，計算U＝r·QIDC，J1＝t·P，kS＝H3（r·DIDC），C→S：（EkS（IDC‖J1），U）．

本地服務(wù)器S計算US＝s·U＝s·（r·QIDC）＝（r·DIDC），導出對稱密鑰kS，解密出IDC，J1，然后選取α∈RZ＊q，計算J2＝α·P，J＝α·（t·P）；S→C：J2．

用戶C計算與本地服務(wù)器S 共享的會話密鑰skSC＝H（（t·J2）‖r·s·QIDC‖IDC‖IDS），C→S：EskSC（IDC‖IDS‖t·J2），本地服務(wù)器S解密后若（t·J2）與J 相等，則表明驗證通過，即可防止冒充攻擊．

1．2 用戶票據(jù)請求

1）用戶C選取β∈RZ＊q，計算H（TC），TC為用戶當前時間戳．C→S：（EskSC（TC‖IDC‖IDS，β·P，service），（IDC，TC））．

2）由本地服務(wù)器S 驗證TC是否在合法間隔內(nèi)，驗證通過后選取λ∈RZ＊q，計算J3＝λ·P，VSC＝λ·（β·P）以及用戶C的匿名身份IDCanom＝EskSC（H（TC）⊕IDC），同時將其真實身份與匿名身份存儲于服務(wù)器中．令I(lǐng)Dall＝（IDCanom‖IDC‖IDS），S→C：EskSC（J3‖IDall）．

3）用戶C收到信息后解密得到J3，得出β·J3＝β·（λ·P），然后計算與服務(wù)提供商SP之間的會話密鑰skSP＝H（β·（λ·P）‖IDall‖service），C→S：EskSP（β·J3）．

4）本地服務(wù)器S收到信息解密后若β·J3與VSC相等，則令g＝（IDCanom，IDS，lifetime，service），本地服務(wù)器S形成簽名ω＝signyS（g），yS為S的簽名密鑰，同時生成用戶C 的票據(jù)ticket＝［g，ω］，S→C：EskSC（ticket）．

1．3 服務(wù)請求

1）用戶C經(jīng)本地服務(wù)器S認證后，C→SP：（EskSP（ticket，TSP），IDCanom，service），TSP為服務(wù)提供商SP當前的時間戳．

2）服務(wù)提供商SP收到用戶C的服務(wù)請求后，SP→S：EPS（IDCanom，request），request表示服務(wù)提供商SP向本地服務(wù)器S獲取與用戶C之間會話密鑰的請求．

3）本地服務(wù)器S收到服務(wù)提供商SP的請求后，通過查詢數(shù)據(jù)庫獲取用戶C 的真實身份，S→SP：EKSP（IDCanom，kSP，service），KSP是服務(wù)提供商SP的公鑰．

4）服務(wù)提供商SP解密獲得用戶C 的身份和會話密鑰skSP，然后解密用戶C 已發(fā)送過來的信息，驗證票據(jù)中本地服務(wù)器S的簽名以及TSP是否有效，驗證通過則證明用戶C 為合法用戶，隨即向其發(fā)送服務(wù)請求響應(yīng)．

1．4 漫游認證和票據(jù)分發(fā)

當用戶C從本地移動到其他地區(qū)并使用該地區(qū)服務(wù)時，須在漫游服務(wù)器F上重新進行認證，可參照在本地服務(wù)器S的票據(jù)請求，利用與漫游服務(wù)器F共享的密鑰和自己的匿名身份，在漫游服務(wù)器F上獲取臨時票據(jù)．

1）用戶C首先選取η∈RZ＊q，計算l1＝η·P，C→F：m1＝｛EskSC（IDC，l1），IDCanom，TC｝．

2）漫游服務(wù)器F 驗證TC是否合法，驗證通過則選取μ∈RZ＊q，計算l2＝μ·P，令j＝（EskSC（IDC，l1），TC，IDCanom，l2，TF），F(xiàn)→S：m2＝｛j，CertF，signyF（H1（j））｝，TF為漫游服務(wù)器F選取的時間戳，CertF，yF分別為漫游服務(wù)器F的證書和簽名密鑰．

3）本地服務(wù)器S收到消息后，若CertF和時間戳TF有效，則用漫游服務(wù)器F的公鑰檢驗消息的簽名是否合法，驗證合法則還原出用戶C的真實身份IDC，并與EskSC（IDC，l1）中解密出的IDC比較是否一致．驗證通過后，本地服務(wù)器S選取δ∈RZ＊q，計算l3＝δ·P，lSF＝δ·l2，lSC＝δ·l1．令n＝（H1（IDC），EskSC（IDC，l1，lSF），lSC，l2，TS），計算簽名信息θ＝signyS（n），S→F：m3＝｛n，CertS，θ｝．

4）漫游服務(wù)器F 收到消息后驗證證書和簽名是否合法，利用lSC計算VCF＝μ·lSC＝μ·（δ·（η·P）），得到與用戶C的會話密鑰skCF＝H1（H1（IDC）‖IDF‖VCF）．F→C：m4＝｛EskSC（lSF），l1，CertF，IDCanom，TC，signyF（H1（EskSC（lSF），l1，IDCanom，TC））｝．

5）用戶C收到消息后驗證證書和簽名的合法性，然后利用skSC解密獲得lSF，計算VCF＝η·lSF＝η·δ·（μ·P），從而得到與漫游服務(wù)器F之間的會話密鑰skCF．

1．5 票據(jù)更新

當用戶C移動到新地區(qū)時，票據(jù)可能會過期或者被破壞，故須進行更新．

1）用戶C 首先選取ψ∈RZ＊q，計算L1＝ψ·P，同時選取新的時間戳T′C，C→F：m5＝｛EskCF（T′C，L1，ticket），IDCanom，requestrenew｝．

2）漫游服務(wù)器F解密信息后，F(xiàn)→S：m6＝｛signyF（EskCF（T′C，L1，ticket），IDCanom）｝．

3）本地服務(wù)器S首先驗證漫游服務(wù)器簽名的合法性，驗證通過則利用存儲在服務(wù)器中的真實身份與匿名身份對應(yīng)，對IDCanom解密出用戶C 的真實身份IDC，然后用之前與用戶C 共享的會話密鑰skS解密出T′C，L1，ticket，選取ξ∈RZ＊q，計算L2＝ξ·P，Lch＝ξ·L1＝ξ·ψ·P，生成用戶新的匿名身份ID′Canom＝EskSC（H（T′C）⊕IDC），以及用戶C 與服務(wù)提供商SP 之間新的會話密鑰sk′CF＝H（Lch‖ID′Canom‖IDC‖IDS‖sk），計算ωnew＝signyS（ID′Canom，IDS，lifetime），ticket′＝［ID′Canom，IDS，lifetime，ωnew］．S→F：m7＝｛Lch，L2，ticket，IDS，signyS（Lch，L2，ticket，IDS）｝．

4）漫游服務(wù)器F對m 中的簽名進行驗證，驗證通過后F→C：m8＝｛m7，signyF（m7）｝．

5）用戶C驗證漫游服務(wù)器F的簽名是否正確，驗證通過后則獲取Lch，L2．計算并檢驗ψ·L2是否與Lch相等，相等則說明票據(jù)合法，同時計算出與服務(wù)提供商SP 之間的會話密鑰sk′CF＝H（Lch‖ID′Canom‖IDC‖IDS）．

2 安全性分析

命題1用戶C與服務(wù)提供商SP之間的會話密鑰kSP、用戶C與漫游服務(wù)器F之間共享的會話密鑰skCF的值具有保密性．

證明 用戶C與服務(wù)提供商SP之間的會話密鑰kSP的生成依賴于β和λ，β，λ分別由用戶C 和本地服務(wù)器S選取并保密，由于引入加密函數(shù)以及CDH 假設(shè)，攻擊者無法通過用戶C 與本地服務(wù)器S之間傳遞的消息逆向推導出β和λ 的值，所以kSP的值具有保密性．用戶C與漫游服務(wù)器F之間共享的會話密鑰skCF保密性原理相同．

命題2用戶C的真實身份只有本地服務(wù)器S可以還原．

證明 用戶C的真實身份IDC利用用戶C與本地服務(wù)器S之間共享的會話密鑰skS加密，充分保證了用戶C真實身份的安全性．

命題3時間戳的使用防止攻擊者使用重放攻擊．

證明 在用戶票據(jù)請求、服務(wù)請求、漫游認證以及票據(jù)更新中，由于傳遞的信息中包含時間戳，用戶和服務(wù)器都可以通過對時間戳的合理計算來核實時間，從而有效防止了重放攻擊．

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