滿足對應(yīng)性屬性的平臺配置證明

徐明迪，高　楊，高雪原，張　帆

(1.武漢數(shù)字工程研究所，武漢 430205；　2.武漢輕工大學(xué) 數(shù)學(xué)與計算機學(xué)院，武漢 430023)(*通信作者電子郵箱whpuzf@whpu.edu.cn)

0　引言

遠(yuǎn)程證明是可信計算提供的核心功能之一，能夠為云計算應(yīng)用提供可信的計算環(huán)境。然而，遠(yuǎn)程證明過程中的完整性度量、完整性存儲和完整性報告，都存在著不同程度的安全缺陷[1]。國內(nèi)外眾多學(xué)者對完整性報告協(xié)議(Integrity Report Protocol, IRP)的安全性問題進(jìn)行了廣泛研究[2]，發(fā)現(xiàn)該協(xié)議在抵御重放攻擊、篡改攻擊和假冒攻擊上存在安全缺陷。IRP包含了平臺身份證明和平臺配置證明(Platform Configuration Attestation, PCA)。在IRP的平臺配置證明研究方面，文獻(xiàn)[3-4]提出了IRP的平臺配置證明過程存在著平臺配置寄存器(Platform Configuration Register, PCR)可被任意讀寫操作，以及存儲度量日志(Stored Measurement Log, SML)可被任意修改的問題。在IRP形式化建模與驗證方面，Xu等[5]開發(fā)出了基于信息流完整性模型的遠(yuǎn)程證明系統(tǒng)DR@FT，在CW-Lite模型的完整性度量框架基礎(chǔ)上，DR@FT將系統(tǒng)的可信性歸結(jié)為系統(tǒng)狀態(tài)變化的可信性。Arapinis等[6]用Horn子句對TPM的內(nèi)部狀態(tài)寄存器PCR進(jìn)行建模，并分析了PCR狀態(tài)的變化對BitLocker協(xié)議帶來的攻擊。Datta等[7]用LS2系統(tǒng)對靜態(tài)和動態(tài)完整性度量協(xié)議進(jìn)行了形式化建模和證明。

文獻(xiàn)[8]圍繞授權(quán)策略給出了安全增強后的完整性報告協(xié)議，在協(xié)議應(yīng)答者與平臺配置證明信息之間建立授權(quán)約束，解決包含全局攻擊者和局部攻擊者對IRP的平臺配置證明發(fā)起的四類攻擊，并通過原型系統(tǒng)進(jìn)行了有效驗證，該文側(cè)重通過增加授權(quán)auth防止PCR和SML的篡改和假冒導(dǎo)致破壞平臺配置證明過程的攻擊。針對PCR和SML的篡改和假冒問題，文獻(xiàn)[4]通過安全進(jìn)程代數(shù)對可信計算平臺內(nèi)部子系統(tǒng)之間的安全可復(fù)合性進(jìn)行了理論證明，得出了一些有意義的結(jié)論，但未對授權(quán)操作對應(yīng)的理論問題進(jìn)行探討。

IRP的參與方包括挑戰(zhàn)者和應(yīng)答者，本文根據(jù)攻擊者所在位置的不同，將攻擊者分為全局攻擊者和局部攻擊者：全局攻擊者通過截獲、篡改、重放等攻擊手段對挑戰(zhàn)者或應(yīng)答者進(jìn)行中間人攻擊、偽裝攻擊和平臺配置隱私竊取等；局部攻擊者對應(yīng)答者所在平臺的完整性度量架構(gòu)(Integrity Measurement Architecture， IMA)和可信平臺模塊(Trusted Platform Module， TPM)發(fā)起攻擊，包括度量與加載時間差(Time of Check Time of Use, TOCTOU)攻擊、信任鏈攻擊和TPM硬件攻擊等[9]。針對IRP中的平臺配置證明存在的安全問題，為從理論上分析和解決該問題，本文擬從對應(yīng)性屬性出發(fā)進(jìn)行安全形式化驗證：首先對形式化描述語言StatVerif進(jìn)行語法擴(kuò)展，增加與完整性度量相關(guān)的構(gòu)造和析構(gòu)算子；然后基于對應(yīng)性屬性給出局部和全局攻擊者的形式化描述，以及全局可靠和局部可靠的條件；最后通過對攻擊者能力進(jìn)行建模，用形式化驗證工具Proverif對IRP的對應(yīng)性進(jìn)行證明，得出有意義的命題結(jié)論。

1　StatVerif語法擴(kuò)展

StatVerif演算是對應(yīng)用π演算的擴(kuò)展[10]，在其基礎(chǔ)上通過新擴(kuò)展的狀態(tài)進(jìn)程對全局狀態(tài)變量進(jìn)行描述，能夠?qū)Υ嬖谌譅顟B(tài)的安全協(xié)議和系統(tǒng)進(jìn)行建模。在StatVerif演算中，進(jìn)程由項和進(jìn)程算子構(gòu)造而成。其中，項是用來表示數(shù)據(jù)，包括變量、名字、構(gòu)造算子和析構(gòu)算子。構(gòu)造算子f(M1,M2,…,Mn)能夠根據(jù)一些已知項構(gòu)造出新項。析構(gòu)算子letx=g(M1,M2,…,Mn) inPelseQ表示進(jìn)行析構(gòu)操作g(M1,M2,…,Mn)，若成功則用析構(gòu)結(jié)果替換進(jìn)程P中所有x的出現(xiàn)后再運行進(jìn)程P，否則運行進(jìn)程Q。對于敵手attacker來說，若attacker已知消息m和公鑰pk，那么構(gòu)造算子pencrypt為attacker(m)∧attacker(pk) ? attacker(pencrypt(m,pk))，相應(yīng)地，析構(gòu)算子pdecrypt為attacker(pencrypt(m,pk(sk)))∧attacker(sk) ? attacker(m)。

與ProVerif相同，StatVerif演算中與密碼相關(guān)的操作是通過構(gòu)造子和析構(gòu)子完成的，除了密碼學(xué)函數(shù)外，本文擴(kuò)展了與平臺配置證明相關(guān)的構(gòu)造算子，見表1。readpcr(x)表示讀取TPM中第x個PCR的值；extendpcr(x,y)表示用y對TPM的第x個PCR進(jìn)行迭代；readsml(x)表示讀取SML中第x個eventlog結(jié)構(gòu)；logsml(x)表示用eventlog結(jié)構(gòu)x對SML進(jìn)行追加；eventlog(x1,x2,y1,y2,z)表示構(gòu)造出一個新的eventlog結(jié)構(gòu)，(x1,x2,y1,y2,z)分別表示PCR索引、事件類型、事件摘要、事件長度和事件數(shù)據(jù)。

表1　與完整性度量相關(guān)的構(gòu)造算子Tab. 1　Constructors for integrity measurement

與完整性度量相關(guān)的析構(gòu)算子見表2。其中：前5條規(guī)則表示通過元組操作從事件日志中獲取單個項；calsml()表示從SML中獲取PCRi對應(yīng)的eventlog結(jié)構(gòu)并對其進(jìn)行迭代計算；checkevent()表示對SML的單個eventlog結(jié)構(gòu)進(jìn)行驗證；checksml()表示對PCR和SML進(jìn)行驗證。

表2　與完整性度量相關(guān)的析構(gòu)算子Tab. 2　Destructors for integrity measurement

ProVerif是能夠接收應(yīng)用π演算作為輸入的自動定理證明工具，已被用于驗證各種安全協(xié)議和安全系統(tǒng)的安全屬性，包括可達(dá)屬性(reachability properties)、一致性斷言(correspondence assertions)和可觀察等價性(observational equivalence)，這些有助于分析秘密性屬性和認(rèn)證性屬性(secrecy and authentication properties)。文獻(xiàn)[10]指出：ProVerif是有效的，如果ProVerif驗證了安全協(xié)議滿足安全性質(zhì)，則安全協(xié)議不存在實際的攻擊序列；同時ProVerif是不完備的，可能產(chǎn)生誤報(false attack)，但是實驗證明在實際使用中ProVerif誤報率很低，并且ProVerif輸出非常詳細(xì)，適用于檢查是否有誤報發(fā)生。

2　平臺配置證明安全

2.1　局部攻擊和全局攻擊

Sailer等[11]提出的完整性報告協(xié)議見表3，應(yīng)答者PB為了向挑戰(zhàn)者PA證明平臺身份和平臺配置完整性，需要經(jīng)過一系列的協(xié)議交互，其中nonce為不可預(yù)知的隨機數(shù)，AIKpriv和AIKpub為證明身份密鑰對，loadkey(AIKpriv)表示從可信平臺模塊TPM中裝載證明身份密鑰AIKpriv,SML為平臺完整性度量的存儲日志，cert(AIKpub)為PrivacyCA向平臺簽發(fā)的AIKpub證書，sign{PCR,nonce}AIKpriv表示用AIKpriv作為私鑰對PCR和收到的隨機數(shù)nonce進(jìn)行簽名。

表3　TCG完整性報告協(xié)議Tab. 3　TCG integrity report protocol

在TCG完整性報告協(xié)議中，平臺配置證明涉及到表3中步驟3b、3c以及5b、5c：步驟3b和3c用于獲取應(yīng)答者PB的PCR和SML，步驟5b和5c用于對應(yīng)答者PB的PCR和SML進(jìn)行安全驗證。在應(yīng)答者PB獲得本地平臺PCR和SML的過程中，TCG規(guī)范沒有對PCR和SML的訪問或操作進(jìn)行安全約束，這使得應(yīng)答者PB中的局部攻擊者attackerl可直接進(jìn)行惡意修改或破壞，造成應(yīng)答者PB獲取的PCR和SML的可信狀態(tài)不可控，攻擊路徑見表4和表5；同時，全局攻擊者attackerg能夠直接對明文SML進(jìn)行替換攻擊，導(dǎo)致挑戰(zhàn)者PA對PCR和SML的驗證結(jié)果與應(yīng)答者PB的本地實際狀態(tài)并不一致，攻擊路徑見表6。

表4　局部攻擊者攻擊PBTab. 4　Local attackers tamper PB

表5　局部攻擊者欺騙PATab. 5　Local attackers deceit PA

表6　全局攻擊者攻擊SMLTab. 6　Global attackers tamper SML

2.2　攻擊者能力建模

根據(jù)Dolev-Yao模型，攻擊者能夠監(jiān)聽所有消息，通過重寫規(guī)則來修改消息并發(fā)送它所擁有的消息。下面給出攻擊者具有的初始知識Init-adversary的定義。

定義1令I(lǐng)nit為有限名集，如果Q是不包含事件的閉進(jìn)程且fn(Q)?Init，那么Q為Init-adversary。

Init表示了攻擊者Q可獲得的初始知識。在完整性報告協(xié)議中，對于平臺配置完整性而言，TPM命令執(zhí)行引擎、BIOS服務(wù)中斷和可信軟件棧(TCG Software Stack, TSS)核心服務(wù)提供者接口都提供了多個直接對PCR和SML進(jìn)行操作的命令，這些命令集合InitPCR和InitSML構(gòu)成了攻擊者Q的初始知識，具體命令見表7。

從跡語義的角度出發(fā)，若一條跡滿足attacker(M)，說明攻擊者擁有M，或者M(jìn)被Init中的公有通道發(fā)送;跡滿足message(M,M′)，說明消息M′被通過通道M發(fā)送;跡滿足event(M)，說明事件event(M)已被執(zhí)行?；谯E的原子語法見表8。

表7　攻擊者具有的初始知識Tab. 7　Attacker’s initial knowledge

表8　基于跡的原子語法Tab. 8　Atom grammar based on trace

定義4X|→f表示：通過已知的事實X能夠獲得事實f，其中|→為推導(dǎo)算子。

定義5令C為破壞平臺配置證明的攻擊者，那么：

C=vx.vy.vz.

letxh=hash(x) in

letyp=readpcr(y) in

letzs=eventlog(z) in

extendpcr(y,yp|xh).logsml(zs).

通過定義5可以看出，攻擊者通過破壞應(yīng)答者的平臺配置完整性證明過程，最終讓挑戰(zhàn)者認(rèn)為應(yīng)答者的平臺配置完整性不滿足安全約束。攻擊者破壞平臺配置信息有三種方式：攻擊者將構(gòu)造子應(yīng)用在已有的知識上構(gòu)造出新的消息；攻擊者將析構(gòu)子應(yīng)用在已有的消息上分析出新的知識；攻擊者在公共信道上發(fā)送消息和偷聽消息。攻擊者可通過構(gòu)造子、析構(gòu)子、名字生成并形成攻擊者知識，進(jìn)而對平臺配置證明過程進(jìn)行攻擊，攻擊者的構(gòu)造算子和析構(gòu)算子見表9。

2.3　平臺配置證明的局部攻擊

通過上文可以看出，在局部和全局攻擊者存在的情況下，應(yīng)答者PB并不能向挑戰(zhàn)者PA證明自身的真實平臺配置信息，原因在于沒有對PCR和SML設(shè)置安全訪問策略，導(dǎo)致了局部攻擊者能夠?qū)CR和SML進(jìn)行任意非授權(quán)寫操作，以及全局攻擊者對明文SML進(jìn)行任意篡改操作，造成了IRP中的應(yīng)答者PB和挑戰(zhàn)者PA之間難以滿足對應(yīng)性關(guān)系。

平臺配置證明的局部攻擊包括對PCR和SML的攻擊，圖3列出了攻擊者具備的所有對PCR、SML和eventlog的初始知識。這里需要解釋說明的是，在平臺配置證明中，存儲度量日志SML由多個事件結(jié)構(gòu)(Event Structure, ES)組成，每個ESi, j都是一個五元組，包括平臺配置寄存器索引idxi、事件類型typei, j、事件摘要digesti, j、事件長度sizei, j和數(shù)據(jù)eventi, j。其中digesti, j::=hash(eventi, j)，挑戰(zhàn)者對接收到的SML進(jìn)行平臺配置證明。圖1給出了應(yīng)答者PB上的局部攻擊者Init-adversary對平臺配置完整性的破壞。

表9　攻擊者的構(gòu)造子和析構(gòu)子Tab. 9　Attacker’s constructors and destructors

圖1　攻擊者利用局部接口的平臺配置完整性攻擊Fig. 1　Attacker’s compromising to platform configuration integrity by using local API

定義6令PA、PB分別表示挑戰(zhàn)者和應(yīng)答者，ζ=ε,S∪{p,s},P表示PB運行協(xié)議時使用的平臺配置，p和s分別表示PCR和SML，那么對PA的認(rèn)證性表示為p,s|→PA:φ。如果PB完成了協(xié)議，那么PB認(rèn)為已經(jīng)給PA發(fā)送了運行協(xié)議時使用的p和s，且PA收到了PB發(fā)送的p和s。

定義7令PA、PB分別表示挑戰(zhàn)者和應(yīng)答者，p和s分別表示PCR和SML，那么對PB的認(rèn)證性表示為p,s|→PB:φ。如果PA完成了協(xié)議，那么PA獲得的p和s的確是PB發(fā)送出來的。

文獻(xiàn)[2]提出完整性報告協(xié)議存在平臺替換攻擊，并指出其主要原因是用戶與平臺之間沒有綁定關(guān)系。同樣，在平臺配置證明過程中，PCR和SML的值與平臺之間也沒有綁定關(guān)系，任意主體都能夠?qū)CR和SML進(jìn)行操作，因此，應(yīng)答者PB進(jìn)行平臺配置證明所使用的PCR和SML并不能反映PB當(dāng)前的真實運行狀態(tài)。同時，也無法說明挑戰(zhàn)者PA接收的SML與應(yīng)答者PB的對應(yīng)性。因此，從對應(yīng)性安全屬性出發(fā)，定義6和定義7給出了應(yīng)答者PB向挑戰(zhàn)者PA證明自身平臺配置信息需滿足的條件。

定義8令應(yīng)答者的平臺配置為ζ0=ε0,S0,P0，其中S0包含平臺配置寄存器P和存儲度量日志S，令p、s分別為P和S的當(dāng)前會話實例，若存在locks和lockp，ε0,S0∪{lockp,s},P0→E0,S0,P0∪{p,s}，則稱P和S都是寫保護(hù)的。

通過定義8可以看出，若P和S的當(dāng)前會話實例存在加鎖或者策略保護(hù)，那么可以通過加鎖機制或授權(quán)策略機制，實現(xiàn)平臺配置證明過程中p和s對應(yīng)答者保持的唯一性。

3　滿足對應(yīng)性屬性的平臺配置證明

安全協(xié)議的認(rèn)證性是用對應(yīng)性進(jìn)行描述的，對應(yīng)性一般使用兩個事件event1(M)和event2(M)，它們位于安全協(xié)議不同的角色子進(jìn)程，event1(M)在消息M的發(fā)送者子進(jìn)程中，event2(M)在消息M的接收者子進(jìn)程中。對應(yīng)性又可分為單射對應(yīng)性、非單射對應(yīng)性和一般對應(yīng)性。

命題1令p和s分別表示PCR和SML，若p,s|→PA:φ且p,s|→PB:φ，則平臺配置證明過程是全局可靠但局部不可靠的。

從安全協(xié)議的認(rèn)證性角度出發(fā)，命題1給出了對挑戰(zhàn)者PA的認(rèn)證性和對應(yīng)答者PB的認(rèn)證性，如果PB運行完了協(xié)議，那么PB認(rèn)為已經(jīng)給PA發(fā)送了正確的SML和PCR，且PA的確收到了PB發(fā)送的SML和PCR；同時，如果PA運行完了協(xié)議，那么PA獲得的SML和PCR的確是PB發(fā)送出來的。

證畢。

命題1的現(xiàn)實意義在于，在認(rèn)證性安全屬性約束下，IRP協(xié)議中的變量p和s不會受到全局攻擊，也就是不會出現(xiàn)篡改和假冒攻擊，但是在局部攻擊存在的情況下，p和s并不能代表PB的真實配置情況。

從命題1可知，p和s的狀態(tài)在全局可靠的情況下存在著局部不可靠的安全隱患，這是由于局部攻擊者具有的初始知識讓p和s的狀態(tài)發(fā)生了改變，而這種狀態(tài)改變在IRP中是無法表達(dá)的，造成局部攻擊者發(fā)起的攻擊難以被發(fā)現(xiàn)。為更好地對平臺配置證明過程進(jìn)行安全描述，下面將用對應(yīng)性屬性描述局部狀態(tài)變化引起的一致性關(guān)系。對應(yīng)性屬性也稱為對應(yīng)性斷言，用于描述多個事件之間發(fā)生的邏輯關(guān)系，即：“如果事件e發(fā)生了，那么事件e′在此之前也發(fā)生了”。下面將通過對應(yīng)性屬性描述平臺配置證明。

表10　利用局部接口攻擊平臺配置完整性的形式化描述Tab. 10　Formulized description for local compromising to platform configuration integrity

則平臺配置證明過程存在平臺配置全局攻擊和局部攻擊。

證明當(dāng)m=1時，

證畢。

則平臺配置證明過程存在局部攻擊。

證明當(dāng)m=1時，

當(dāng)m>1時，證明過程同上，不再贅述。

證畢。

對命題2和命題3的證明采用形式化驗證工具Proverif，證明結(jié)果如下：

query event(completedA(nonce,pcr,idx1,sml,idx2))==>

event(startedB(nonce,pcr,sml)).

The event completedA(n_512,p_513,i_514,s_515,i_516)

is executed.

A trace has been found.

RESULT event(completedA(x_271,y_272,z_273,m_274,

n_275))==>

event(startedB(x_271,y_272,m_274)) is false.

證明從命題條件

因此平臺配置證明是局部可靠的。

證畢。

則稱平臺配置證明是全局可靠的，即

證明從命題條件

因此平臺配置證明是全局可靠的。

證畢。

對命題4和命題5的證明同樣采用形式化驗證工具Proverif，證明結(jié)果如下：

Starting query event(completedA(x_265,y_266,z_267,

m_268,n_269))==>

event(startedB(x_265,y_266,m_268)).

goal reachable: begin(startedB(n_9,

p_10[!1=@sid_476],s_11[!2=@sid_477]->

end(completedA(n_9,p_10[!1=@sid_476],

@sid=@sid_476,s_11[!2=@sid_477],

@sid=@sid_477))

RESULT event(completedA(x_265,y_266,z_267,m_268,

n_269))==>

event(startedB(x_265,y_266,m_268)) is true.

4　結(jié)語

針對可信計算的完整性報告協(xié)議存在的安全問題，首先對形式化描述語言StatVerif進(jìn)行了語法擴(kuò)展，增加了與完整性度量相關(guān)的構(gòu)造和析構(gòu)算子，以對IRP進(jìn)行形式化分析。對平臺配置證明安全進(jìn)行分析后，發(fā)現(xiàn)其存在的局部攻擊和全局攻擊問題，通過對攻擊者能力進(jìn)行建模，用形式化驗證工具Proverif對IRP的對應(yīng)性進(jìn)行了證明。

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