一種抵抗假冒攻擊的移動RFID雙向認(rèn)證協(xié)議

何 小 平

(廣東培正學(xué)院數(shù)據(jù)科學(xué)與計算機(jī)學(xué)院 廣東 廣州 510800)

0 引 言

無線射頻識別技術(shù)在很多方面都有廣泛的應(yīng)用，該技術(shù)在應(yīng)用過程中無需與實體接觸，即可識別出其中信息，適用于很多近距離通信，最典型的是RFID系統(tǒng)的應(yīng)用。一般RFID系統(tǒng)包含有三個部分：標(biāo)簽、讀寫器、后臺服務(wù)器[1-2]。在傳統(tǒng)的RFID系統(tǒng)中，讀寫器是固定式的，即讀寫器與后臺服務(wù)器之間的通信基于有線傳輸方式進(jìn)行，一般認(rèn)為安全可靠。隨著科技的發(fā)展和社會的進(jìn)步，人類的需求不斷增加，傳統(tǒng)的RFID系統(tǒng)已經(jīng)無法滿足人們的復(fù)雜需求，逐漸產(chǎn)生了移動式的RFID系統(tǒng)。在移動式的RFID系統(tǒng)中，讀寫器不再是固定式的，而是移動式的，即讀寫器與后臺服務(wù)器之間的通信改為基于無線通信方式。無線通信方式因其自身固有的屬性，使得該通信信道并不安全，容易被攻擊者監(jiān)聽或進(jìn)行其他類型的攻擊，一般認(rèn)為安全性較低[3-5]。

為能夠確保移動式RFID系統(tǒng)的推廣應(yīng)用，必須保障通信過程中信息的安全，適用于傳統(tǒng)RFID系統(tǒng)的雙向認(rèn)證協(xié)議并不能很好地運用在移動式RFID系統(tǒng)中，因此需要設(shè)計出新的能夠適用于移動式RFID系統(tǒng)中的雙向認(rèn)證協(xié)議[6-8]。

1 相關(guān)工作

文獻(xiàn)[9]給出一個適用于移動系統(tǒng)的認(rèn)證協(xié)議，協(xié)議基于共享密鑰機(jī)制。對協(xié)議進(jìn)行分析，其因缺少標(biāo)簽一端對讀寫器一端的認(rèn)證，使得攻擊者可以假冒讀寫器給標(biāo)簽發(fā)送信息，從而實施假冒攻擊。文獻(xiàn)[10]基于交叉位運算提出一個移動雙向認(rèn)證協(xié)議，協(xié)議采用按位運算實現(xiàn)信息加密，能夠極大程度上降低系統(tǒng)整體的計算量。對協(xié)議進(jìn)行分析，攻擊者可以通過竊聽手段獲取一個完整會話全部消息，可對獲取的消息進(jìn)行分析，協(xié)議無法提供后向安全保障，攻擊者可通過獲取消息分析出上一輪通話過程中部分隱私信息。

文獻(xiàn)[11]基于物理不可克隆設(shè)計出一種移動雙向認(rèn)證協(xié)議，因物理不可克隆函數(shù)產(chǎn)生的共享密鑰是無法進(jìn)行復(fù)制的，使得協(xié)議具備較高的安全性。雖然無法對協(xié)議中的重要信息進(jìn)行復(fù)制，但對于截獲的消息進(jìn)行多次重放，幾輪重放之后，將會導(dǎo)致標(biāo)簽與后臺數(shù)據(jù)庫之間用到的共享密鑰信息失去一致性，從而協(xié)議無法抵抗攻擊者發(fā)起的去同步化攻擊。

文獻(xiàn)[12]在綜合考慮多種因素之后提出一種雙向認(rèn)證協(xié)議，適用于移動式RFID系統(tǒng)。協(xié)議雖然增加了移動讀寫器與后臺服務(wù)器之間的雙向認(rèn)證，但忽略了標(biāo)簽與后臺服務(wù)器之間的雙向認(rèn)證，使得攻擊者可以假冒其中一方進(jìn)行通信，因此協(xié)議無法抵抗攻擊者發(fā)起的假冒攻擊。

文獻(xiàn)[13]采用位運算進(jìn)行加密，提出了一種移動雙向認(rèn)證協(xié)議。協(xié)議為降低系統(tǒng)的計算量，摒棄基于哈希函數(shù)加密的想法，采用位運算進(jìn)行加密。但協(xié)議在設(shè)計過程中，未能考慮到物理入侵方式，使得攻擊者可以通過物理入侵的手段獲取共享密鑰，從而采用反向克隆的技術(shù)發(fā)起假冒攻擊，因此協(xié)議無法抵抗假冒攻擊。

文獻(xiàn)[14]基于哈希函數(shù)設(shè)計出一種移動雙向認(rèn)證協(xié)議，但協(xié)議存在多種安全缺陷。

基于上述問題，本文在詳細(xì)分析文獻(xiàn)[14]中協(xié)議存在的安全不足基礎(chǔ)之上，提出一種改進(jìn)的協(xié)議。改進(jìn)的協(xié)議先進(jìn)行通信實體之間的識別驗證，若驗證通過，則進(jìn)行后續(xù)操作，否則，協(xié)議終止。該協(xié)議能夠有效抵抗重放攻擊及假冒攻擊等。

2 文獻(xiàn)[14]協(xié)議的分析

2.1 認(rèn)證過程描述

文獻(xiàn)[14]中提出的雙向認(rèn)證協(xié)議的流程圖如圖1所示。

圖1 文獻(xiàn)[14]中雙向認(rèn)證協(xié)議流程圖

結(jié)合圖1，描述出具體的認(rèn)證過程如下(有關(guān)下面描述中涉及到的符號所表示的含義，可以參考文獻(xiàn)[14])：

(1) 移動讀寫器將發(fā)送給標(biāo)簽，開始進(jìn)行雙向認(rèn)證。

(2) 標(biāo)簽計算X，并將X分成左右兩部分?jǐn)?shù)據(jù)，即XL、XR。將發(fā)送給移動讀寫器。

(3) 移動讀寫器根據(jù)Nt來確定是否過濾掉標(biāo)簽發(fā)送來的信息。然后移動讀寫器計算Y，并將Y分成左右兩部分?jǐn)?shù)據(jù)，即YL、YR。將發(fā)送給后臺服務(wù)器。

(4) 后臺服務(wù)器根據(jù)Nr來確定是否過濾掉移動讀寫器發(fā)送來的信息。

先驗證移動讀寫器的合法性。后臺服務(wù)器計算得到一個YL與移動讀寫器發(fā)送來的YL進(jìn)行比對。若相等，驗證通過，接著開始驗證標(biāo)簽的真?zhèn)?；若不相等，驗證移動讀寫器失敗，協(xié)議終止。

待上述操作完成，后臺服務(wù)器將發(fā)送給移動讀寫器。

(5) 移動讀寫器將自己計算得到的YR與后臺服務(wù)器發(fā)送來的YR進(jìn)行比對。若相等，驗證后臺服務(wù)器通過，并將XR發(fā)送給標(biāo)簽；若不相等，驗證失敗，協(xié)議終止。

(6) 標(biāo)簽將自己計算得到的XR與移動讀寫器發(fā)送來的XR進(jìn)行比對。若相等，驗證后臺服務(wù)器和移動讀寫器通過，開始更新信息；若不相等，協(xié)議終止。

2.2 協(xié)議具體分析

對上述協(xié)議進(jìn)行分析可以發(fā)現(xiàn)，協(xié)議無法提供標(biāo)簽對移動讀寫器的認(rèn)證，同時協(xié)議無法抵抗攻擊者發(fā)起的假冒攻擊。

協(xié)議無法提供標(biāo)簽對移動讀寫器的認(rèn)證具體分析如下：

結(jié)合上述協(xié)議過程中的第(5)步和第(6)步，后臺服務(wù)器發(fā)送給移動讀寫器的信息，移動讀寫器在對YR驗證結(jié)束后，直接將XR轉(zhuǎn)發(fā)給標(biāo)簽，并沒有進(jìn)行任何的操作。標(biāo)簽接收到XR后，通過XR的驗證，只能驗證出后臺服務(wù)器的真?zhèn)危瑹o法驗證出讀寫器的真?zhèn)?，因為XR的計算過程與移動讀寫器沒有任何關(guān)系。因此，協(xié)議在最后一步無法提供標(biāo)簽對移動讀寫器的認(rèn)證。

協(xié)議無法抵抗攻擊者發(fā)起的假冒攻擊具體分析如下：

通過上面的分析已經(jīng)得出：協(xié)議無法提供標(biāo)簽對移動讀寫器的認(rèn)證?；诖?，攻擊者可以通過監(jiān)聽的手段，獲取移動讀寫器與后臺服務(wù)器之間的第(4)步通信的消息，即攻擊者可以監(jiān)聽得到信息。攻擊者在截獲上述信息的基礎(chǔ)之上，阻塞合法移動讀寫器與合法標(biāo)簽之間的第(5)步的通信；此時攻擊者假冒成移動讀寫器，將截獲的XR信息發(fā)送給標(biāo)簽。標(biāo)簽在收到信息后，按照第(6)步進(jìn)行操作，攻擊者假冒的移動讀寫器也能夠通過驗證。因此，協(xié)議無法抵抗攻擊者發(fā)起的假冒攻擊。

針對文獻(xiàn)[14]協(xié)議存在的安全缺陷，本文給出一種改進(jìn)的能夠抵抗攻擊者假冒攻擊的移動RFID雙向認(rèn)證協(xié)議。改進(jìn)的協(xié)議主要從以下方面進(jìn)行修改：(1) 協(xié)議中用到的所有數(shù)據(jù)采用密文方式進(jìn)行傳輸，即所有信息加密后再傳輸；(2) 移動讀寫器發(fā)送給標(biāo)簽的信息，不再是簡單的轉(zhuǎn)發(fā)，而是再次加密后再傳送給標(biāo)簽，以此應(yīng)對攻擊者發(fā)起的假冒攻擊和提供標(biāo)簽對移動讀寫器的認(rèn)證；(3) 為降低系統(tǒng)整體的計算量，不再采用哈希函數(shù)進(jìn)行加密，而是采用計算量更少的位運算進(jìn)行加密。

3 協(xié)議設(shè)計

3.1 協(xié)議的初始化及符號說明

在現(xiàn)有的移動RFID系統(tǒng)中，后臺服務(wù)器和移動讀寫器兩個通信實體，都具備強(qiáng)大的計算能力、充足的存儲空間、強(qiáng)有力的查詢能力。標(biāo)簽則不具備上述優(yōu)勢，計算能力較為薄弱，無法進(jìn)行復(fù)雜的計算，存儲空間受限，無法存放大量的數(shù)據(jù)[15-16]。

認(rèn)證協(xié)議在開始之前會存在一個初始化過程，初始化的主要目的是完成協(xié)議開始之前密鑰的分發(fā)以及安全存儲等操作。具體地，在文中設(shè)計的協(xié)議中，后臺服務(wù)器一端將會產(chǎn)生如下數(shù)據(jù)：idsR、idsT、key、keyT、keyR。協(xié)議在未開始之前，賦值idsT_new=idsT_old=idsT。后臺服務(wù)器將會通過安全路徑將信息發(fā)送給移動讀寫器，并安全存放在移動讀寫器中；同時后臺服務(wù)器也將會通過安全路徑將信息發(fā)送給標(biāo)簽，并安全存放在標(biāo)簽中；而后臺服務(wù)器自身則會存放信息，同時令keyT_old=0。

協(xié)議中出現(xiàn)的符號所表示的含義如表1所示。

表1 協(xié)議中符號的含義

為便于文中后續(xù)描述，約定用Sac(X⊕Y)符號表示自組合交叉位運算。下面給出自組合交叉位運算的定義：X和Y表示二進(jìn)制序列，長度都為偶數(shù)位，X和Y進(jìn)行異或運算得到一個新的二進(jìn)制序列Z，即Z=X⊕Y；Z的最高位和最低位保持不變，從第二位開始至倒數(shù)第二位結(jié)束進(jìn)行遍歷，遍歷過程中，將偶數(shù)位上面的那個數(shù)放在新二進(jìn)制序列的奇數(shù)位上，將奇數(shù)位上的那個數(shù)放在新二進(jìn)制序列的偶數(shù)位上[17]。

下面以一個具體的例子對自組合交叉位運算進(jìn)行詳細(xì)描述。X=1001 1100，Y=0011 0010，在這里X和Y兩個二進(jìn)制序列的長度均為8，滿足偶數(shù)位要求。根據(jù)上述定義，Z=X⊕Y=1010 1110，Sac(X⊕Y)=Sac(Z)=1101 0110。該例子的具體流程圖如圖2所示。

圖2 自組合交叉位運算流程圖

3.2 協(xié)議描述

改進(jìn)的協(xié)議流程圖如圖3所示。

圖3 改進(jìn)的協(xié)議流程圖

結(jié)合圖3，可將改進(jìn)的協(xié)議具體步驟描述如下：

Step1移動讀寫器產(chǎn)生一個隨機(jī)數(shù)rR。用自身產(chǎn)生的隨機(jī)數(shù)rR、存放的共享密鑰key的右半部分key_R計算得到m1；用自身產(chǎn)生的隨機(jī)數(shù)rR、存放的共享密鑰key的左半部分key_L計算得到m2。然后將{m1、m2、Query}一起發(fā)送給標(biāo)簽，開始進(jìn)行認(rèn)證協(xié)議，Query表示雙向認(rèn)證請求命令。

m1、m2按照如下規(guī)則進(jìn)行計算所得到：

m1=rR⊕key_R、m2=rR⊕key_L。

Step2標(biāo)簽接收到{m1、m2、Query}信息后，先對移動讀寫器進(jìn)行驗證，只有在驗證通過之后，再進(jìn)行后續(xù)操作，否則，協(xié)議終止。

標(biāo)簽利用接收到的m1、存放的共享密鑰key的右半部分key_R計算m1⊕key_R；標(biāo)簽利用接收到的m2、存放的共享密鑰key的左半部分key_L計算m2⊕key_L。比較m1⊕key_R的值與m2⊕key_L的值是否相等，不相等，則標(biāo)簽驗證移動讀寫器失敗，協(xié)議終止；反之，表示移動讀寫器通過標(biāo)簽的驗證，同時可以通過計算得到移動讀寫器產(chǎn)生的隨機(jī)數(shù)rR。

標(biāo)簽產(chǎn)生一個隨機(jī)數(shù)rT。用自身產(chǎn)生的隨機(jī)數(shù)rT、計算得到的隨機(jī)數(shù)rR計算得到m3；用自身產(chǎn)生的隨機(jī)數(shù)rT、存放的共享密鑰key計算得到m4；用自身產(chǎn)生的隨機(jī)數(shù)rT、存放的共享密鑰keyT、存放的假名idsT計算得到m5，并將m5分成左右位數(shù)相同的兩部分m5_R、m5_L。然后將{m3、m4、m5_R}一起發(fā)送給移動讀寫器，以此作為標(biāo)簽對移動讀寫器的響應(yīng)。

rR、m3、m4、m5按照如下規(guī)則進(jìn)行計算所得到：

rR=m1⊕key_R(或rR=m2⊕key_L)

m3=rR⊕rTm4=Sac(rT⊕key)

m5=Sac(rT⊕keyT⊕idsT)

Step3移動讀寫器接收到{m3、m4、m5_R}信息后，先對標(biāo)簽進(jìn)行驗證，只有在驗證通過之后，再進(jìn)行后續(xù)操作，否則，協(xié)議終止。

接著移動讀寫器再利用自身產(chǎn)生的隨機(jī)數(shù)rR、存放的共享密鑰keyR、存放的假名idsR計算得到m6，并將m6分成左右位數(shù)相同的兩部分m6_R、m6_L。最后將{m1、m3、m5_R、m6_R}一起發(fā)送給后臺服務(wù)器。

m6=Sac(rR⊕keyR⊕idsR)

Step4后臺服務(wù)器接收到{m1、m3、m5_R、m6_R}信息后，先對移動讀寫器進(jìn)行驗證，只有在驗證通過之后，再對標(biāo)簽進(jìn)行驗證。當(dāng)且僅當(dāng)移動讀寫器和標(biāo)簽都通過驗證之后，才會進(jìn)行后續(xù)操作；否則，協(xié)議終止。

待信息更新完成，后臺服務(wù)器取計算得到的m6的左半部分m6_L，取計算得到的m5的左半部分m5_L，最后將{m5_L、m6_L}一起發(fā)送給移動讀寫器。

Step5移動讀寫器接收到{m5_L、m6_L}信息后，先對后臺服務(wù)器進(jìn)行驗證，只有驗證通過之后，才會進(jìn)行后續(xù)操作，否則，協(xié)議終止。

移動讀寫器將接收到的m6_L與自身之前計算得到的m6_L進(jìn)行比較，不等，后臺服務(wù)器未通過驗證，協(xié)議終止；相等，后臺服務(wù)器驗證通過，移動讀寫器利用接收到的m5_L、自身產(chǎn)生的隨機(jī)數(shù)rR、計算得到的隨機(jī)數(shù)rT計算得到m7。最后將{m7}發(fā)送給標(biāo)簽。

m7按照如下規(guī)則進(jìn)行計算所得到：m7=m5_L⊕rR⊕rT。

Step6標(biāo)簽接收到{m7}信息后，先對移動讀寫器和后臺服務(wù)器進(jìn)行驗證，驗證通過之后，再進(jìn)行后續(xù)操作；否則，協(xié)議終止。

標(biāo)簽利用自身之前計算得到的m5_L、自身產(chǎn)生的隨機(jī)數(shù)rT、計算得到的隨機(jī)數(shù)rR計算得到m7′。然后標(biāo)簽將接收到的m7與計算得到的m7′進(jìn)行比較，不等，后臺服務(wù)器和移動讀寫器未通過驗證，表明后臺服務(wù)器和移動讀寫器兩者之中，至少有一方是偽造的，協(xié)議終止；相等，后臺服務(wù)器和移動讀寫器驗證通過，接著標(biāo)簽一端開始更新信息：keyT=Sac(rT⊕keyT)、idsT_new=Sac(rT⊕idsT_old)，待信息更新完成，標(biāo)簽、移動讀寫器、后臺服務(wù)器三個通信實體之間的雙向認(rèn)證完成。

m7′按照如下規(guī)則進(jìn)行計算所得到：m7′=m5_L⊕rR⊕rT。

4 改進(jìn)的協(xié)議安全性分析

4.1 雙向認(rèn)證

協(xié)議最基本的功能是能夠提供通信實體之間的認(rèn)證。協(xié)議中通信實體有標(biāo)簽、后臺服務(wù)器、移動讀寫器三方，需提供三者之間的相互認(rèn)證，本協(xié)議能夠提供該功能。

(1) 標(biāo)簽與移動讀寫器之間的雙向認(rèn)證。協(xié)議中，標(biāo)簽對移動讀寫器的驗證包含兩部分：標(biāo)簽通過接收到的m1、m2對移動讀寫器進(jìn)行第一次驗證，具體的驗證方法在Step 2中已詳細(xì)闡述；標(biāo)簽通過接收到的m7對移動讀寫器進(jìn)行第二次驗證，具體驗證可參見Step 6。移動讀寫器對標(biāo)簽的驗證是在Step 3中完成，通過接收到的m3、m4對標(biāo)簽的驗證，具體驗證可參見Step 3。

(2) 標(biāo)簽與后臺服務(wù)器之間的雙向認(rèn)證。協(xié)議中，標(biāo)簽對后臺服務(wù)器的驗證在Step 6中完成，通過接收到的m7對后臺服務(wù)器的驗證。后臺服務(wù)器對標(biāo)簽的驗證是在Step 4中完成，通過接收到的m3、m5_R對標(biāo)簽的驗證，具體過程可見Step 4。

(3) 移動讀寫器與后臺服務(wù)器之間的雙向認(rèn)證。移動讀寫器對后臺服務(wù)器的驗證是在Step 5中完成，通過接收到的m6_L對后臺服務(wù)器的驗證，具體過程可見Step 5。后臺服務(wù)器對移動讀寫器的驗證是在Step 4中完成，通過接收到的m1、m6_R對移動讀寫器的驗證，具體過程可見Step 4。

重點闡述最后一步驟中，標(biāo)簽是如何通過m7同時完成對移動讀寫器和后臺服務(wù)器的驗證。m7中包含m5_L信息，該信息是后臺服務(wù)器計算得到。如果后臺服務(wù)器是偽造的，則不可能計算得到正確的m5_L信息，因此標(biāo)簽通過計算得到的m7與接收到的m7進(jìn)行比較，即可識別真?zhèn)?。同時m7中還包含有rR、rT信息，該信息是移動讀寫器自身產(chǎn)生和計算所得。如果移動讀寫器是偽造的，則不可能得到rR、rT信息，從而計算得到的m7也是錯的。因此，基于上述，只要標(biāo)簽一端計算得到的m7與接收到的m7不相等，即可表明移動讀寫器和后臺數(shù)據(jù)庫之間，至少有一方是偽造的。

4.2 重放攻擊

協(xié)議中所有信息加密過程中均混入隨機(jī)數(shù)，從而可以確保前后兩次通信信息的互異性。隨機(jī)數(shù)的混入也能夠保證通信信息的新鮮性。攻擊者會通過監(jiān)聽的手段獲取一輪的通信信息，準(zhǔn)備通過重放該信息以獲取通信實體的隱私信息，但無法成功。雖然攻擊者通過重放監(jiān)聽得到的信息能夠通過一方通信實體的認(rèn)證，當(dāng)通信實體回復(fù)消息給攻擊者的時候，攻擊者因為缺乏相對應(yīng)的參數(shù)信息，使得攻擊者無法破解得到隱私信息。因此，攻擊者重放攻擊失敗，協(xié)議可抵抗攻擊者的重放攻擊。

4.3 去同步化攻擊

去同步化攻擊是指標(biāo)簽與后臺服務(wù)器之間認(rèn)證用到的共享密鑰失去一致性。具體地，標(biāo)簽與后臺服務(wù)器兩者之間有一方進(jìn)行了密鑰更新操作，而另一方?jīng)]有進(jìn)行密鑰更新操作，從而使得兩者之間再次認(rèn)證用到的共享密鑰不再一致。文中設(shè)計的協(xié)議為了能夠抵抗攻擊者的去同步化攻擊，在后臺服務(wù)器一端不僅存放當(dāng)前一輪通信過程中用到的認(rèn)證共享密鑰keyT信息、標(biāo)簽假名idsT_new信息，還存放有上一輪認(rèn)證過程中用到的認(rèn)證共享密鑰keyT_old信息、標(biāo)簽假名idsT_old信息。當(dāng)后臺服務(wù)器用信息無法驗證標(biāo)簽真?zhèn)螘r，將會用替換信息再次驗證標(biāo)簽的真?zhèn)?。?dāng)且僅當(dāng)上述兩次驗證都無法通過之時，才斷定標(biāo)簽是偽造的。因此，協(xié)議能夠抵抗攻擊者發(fā)起的去同步化攻擊。

4.4 暴力破解攻擊

當(dāng)前計算機(jī)的計算能力非常強(qiáng)大，攻擊者在無法進(jìn)行其他攻擊手段獲取隱私信息時，可能會用更為直接和暴力的窮舉方式窮盡出隱私信息，因此協(xié)議必須能夠抵抗攻擊者的暴力破解攻擊。協(xié)議設(shè)計過程中，所有信息都是加密之后傳送，且加密過程中均混入隨機(jī)數(shù)，使得攻擊者無法暴力破解任何有用的隱私信息。比如：m1=rR⊕key_R中，攻擊者通過監(jiān)聽等手段可以獲取m1信息，但m1是密文，攻擊者只有破解出該密文才可以獲取隱私信息。對于攻擊者來說無法窮舉出，因m1中有rR和key_R信息是攻擊者無法知曉的，且隨機(jī)數(shù)rR信息每次都是隨機(jī)產(chǎn)生，無法提前預(yù)測，前后兩次的m1信息又是不相同的，因此攻擊者根本無法窮舉出任何隱私信息。基于上述，協(xié)議能夠抵抗攻擊者的暴力破解攻擊。

4.5 假冒攻擊

假冒攻擊是指攻擊者通過其他手段獲取一些通信消息，然后通過重放消息的手段，以達(dá)到蒙混過關(guān)認(rèn)證。協(xié)議能否抵抗假冒攻擊的關(guān)鍵在于，協(xié)議是否能夠提供通信實體之間的雙向認(rèn)證。在4.1節(jié)中已經(jīng)詳細(xì)分析改進(jìn)的協(xié)議能夠提供通信實體之間的雙向認(rèn)證。基于此，即便是攻擊者通過監(jiān)聽的方式獲取一些通信消息，然后通過重放手段，通過了三個通信實體其中一方的驗證，并且得到該通信實體的響應(yīng)信息，但攻擊者因缺乏必備的參數(shù)信息，無法從接收到的響應(yīng)信息中分析出有用的隱私信息，因此，協(xié)議能夠抵抗攻擊者發(fā)起的假冒攻擊。

4.6 后向安全

后向安全是指攻擊者通過一定的手段獲取當(dāng)前的通信消息，企圖從獲取的通信消息中，推導(dǎo)出下次的通信消息，從而分析出其中隱私信息。本文協(xié)議在設(shè)計過程中，所有通信消息都是密文傳送，為保證通信消息的安全性，所有通信消息加密過程中均混入隨機(jī)數(shù)。比如：m1=rR⊕key_R中，攻擊者不知道rR和key_R即便是攻擊者通過監(jiān)聽等手段獲取了本輪的m1信息，想去推導(dǎo)出下輪的m1信息，也無法成功。因為隨機(jī)數(shù)rR的混入使得攻擊者根本無法推導(dǎo)出。其一，隨機(jī)數(shù)每輪都是隨機(jī)產(chǎn)生，具備無法預(yù)測性；其二，隨機(jī)數(shù)每輪隨機(jī)產(chǎn)生的時候，均是不同的?；谝陨蟽牲c，攻擊者無法預(yù)測下輪加密過程中用到的隨機(jī)數(shù)具體數(shù)值，所以不可能推導(dǎo)出下輪m1信息，因此，協(xié)議具備前向安全性。

表2是協(xié)議的安全性比較。

表2 協(xié)議的安全性比較

5 改進(jìn)的協(xié)議性能分析

RFID系統(tǒng)中通信實體雖然有三個，但移動讀寫器及后臺服務(wù)器具備強(qiáng)大的計算能力、充足的存放空間，而標(biāo)簽卻不具備上述優(yōu)勢，因此性能分析僅選擇標(biāo)簽作為對象，從標(biāo)簽一端的計算量、標(biāo)簽一端的存儲量角度進(jìn)行深入分析各協(xié)議的性能。具體分析見表3。

表3 協(xié)議的性能比較

表3中：H表示哈希函數(shù)的計算量；PR表示產(chǎn)生隨機(jī)數(shù)的計算量；PUF表示物理不可克隆函數(shù)的計算量；P表示偽隨機(jī)數(shù)函數(shù)的計算量；M表示模運算的計算量；C表示交叉運算的計算量；XOR表示異或運算的計算量；Sac表示自組合交叉位運算的計算量。所有的通信消息長度均用l表示。

上述運算可以分為兩種，一種是輕量級的計算量，另一種是超輕量級的計算量。H、PR、PUF、P、M這幾種運算均屬于輕量級的計算；C、XOR、Sac這幾種運算均屬于超輕量級的計算。根據(jù)不同量級的運算定義，輕量級的計算量一般是超輕量級的計算量的若干倍。由表3可知，除本文協(xié)議之外，其他協(xié)議均存在輕量級的運算，因此在標(biāo)簽一端的計算量方面，本文協(xié)議具有一定的優(yōu)勢。從標(biāo)簽的存儲空間角度出發(fā)，可以看出本文協(xié)議與其他文獻(xiàn)中所提出的協(xié)議在數(shù)據(jù)的存儲量方面是相當(dāng)?shù)??；谛阅芊治龊桶踩苑治觯疚膮f(xié)議在標(biāo)簽一端的計算量方面有一定的改進(jìn)和提升，同時也能夠彌補(bǔ)其他協(xié)議存在的安全缺陷問題。

6 結(jié) 語

傳統(tǒng)的RFID系統(tǒng)在廣泛運用的同時，逐漸面臨新的困境。移動式的RFID系統(tǒng)的出現(xiàn)能夠很好地彌補(bǔ)傳統(tǒng)RFID系統(tǒng)的不足，但其無法提供通信信息的安全。為了確保通信消息的安全，本文設(shè)計了適用于移動式的RFID系統(tǒng)雙向認(rèn)證協(xié)議。在Wang等所提的協(xié)議基礎(chǔ)上，給出改進(jìn)的協(xié)議。改進(jìn)的協(xié)議必須在通信實體之間完成雙向認(rèn)證之后，才會進(jìn)行后續(xù)的操作，從而可以避免攻擊者的重放攻擊及假冒攻擊；同時為能夠抵抗攻擊者其他類型的攻擊，通信信息均加密后再傳輸，且加密過程中均混入隨機(jī)數(shù)，使得攻擊者無法通過當(dāng)前竊聽的信息推導(dǎo)出上一輪或下次的通信消息。對協(xié)議進(jìn)行安全性分析，表明協(xié)議能夠滿足移動式的RFID系統(tǒng)的安全需求；對協(xié)議進(jìn)行性能分析，表明協(xié)議在計算量方面能夠適用于當(dāng)前的移動式RFID系統(tǒng)中。下一步研究方向：將加載有該協(xié)議的移動式RFID系統(tǒng)原型實現(xiàn)出來，研究一個完整通信所需時間及計算量等具體參數(shù)。