BAC協(xié)議與PACE協(xié)議的安全性分析與比較

陳珊 李景華 孫曦 亢洋 葛利軍

1. 公安部第一研究所 2. 北京市微技術(shù)研究所

引言

隨著互聯(lián)網(wǎng)的普及和應(yīng)用，人們?cè)谏a(chǎn)和生活中信息交換的容量和頻次呈爆發(fā)式增長，信息安全問題也成為當(dāng)今社會(huì)關(guān)注的熱點(diǎn)。國際標(biāo)準(zhǔn)化組織（ISO）在網(wǎng)絡(luò)安全標(biāo)準(zhǔn)（ISO7498-2）中定義了五個(gè)層次的安全服務(wù)：身份認(rèn)證服務(wù)、訪問控制服務(wù)、數(shù)據(jù)保密服務(wù)、數(shù)據(jù)完整性服務(wù)和不可否認(rèn)服務(wù)。因此，訪問控制是信息安全的一個(gè)重要組成部分。

帶有非接觸式芯片的電子證卡查驗(yàn)實(shí)際上就是芯片和查驗(yàn)終端之間的一系列交互操作。這個(gè)過程主要包括兩個(gè)步驟，一個(gè)是芯片訪問控制，另一個(gè)是電子數(shù)據(jù)認(rèn)證。只有當(dāng)芯片訪問成功后，查驗(yàn)終端才能繼續(xù)讀取芯片中的電子數(shù)據(jù)，并對(duì)電子數(shù)據(jù)進(jìn)行認(rèn)證。在芯片訪問控制階段，查驗(yàn)終端需要對(duì)芯片的身份信息進(jìn)行認(rèn)證，確保接受對(duì)象真實(shí)有效，而芯片需要對(duì)查驗(yàn)終端進(jìn)行身份認(rèn)證和權(quán)限控制，確保來訪者合法，確保敏感信息不會(huì)泄露。為了滿足雙方的安全需求，就需要在芯片訪問階段引入密碼協(xié)議。該協(xié)議需要實(shí)現(xiàn)兩個(gè)功能：一是認(rèn)證功能，即芯片和查驗(yàn)終端完成身份認(rèn)證；二是密鑰協(xié)商功能，即芯片和查驗(yàn)終端需要協(xié)商出一個(gè)會(huì)話密鑰，以完成后續(xù)的保密通信。

國際民用航空組織（International Civil Aviation Organization，ICAO）在其早期的芯片訪問控制技術(shù)標(biāo)準(zhǔn)中推薦了BAC協(xié)議，該密碼協(xié)議是根據(jù)機(jī)讀碼（Machine Readable Zone，MRZ）生成一個(gè)特殊的認(rèn)證密鑰，然后根據(jù)該密鑰生成會(huì)話密鑰。隨著各國學(xué)者對(duì)BAC協(xié)議的深入研究，MRZ熵值低的問題逐漸暴露出來。于是，ICAO在Doc9303文件的第7版中推薦了PACE協(xié)議，并提倡用PACE協(xié)議全面取代BAC協(xié)議。本文主要對(duì)PACE協(xié)議進(jìn)行詳細(xì)介紹，并通過與BAC協(xié)議的比較分析，說明PACE協(xié)議取代BAC協(xié)議的必要性。

一、認(rèn)證密鑰協(xié)商協(xié)議

認(rèn)證協(xié)議是一種通信協(xié)議，此類協(xié)議主要防止通信過程中對(duì)消息的篡改攻擊以及假冒參與實(shí)體身份的攻擊等。密鑰協(xié)商協(xié)議是一種密碼協(xié)議，該類協(xié)議用于通信參與方通過相互傳遞某些信息來協(xié)商出一個(gè)共享的會(huì)話密鑰。認(rèn)證密鑰協(xié)商協(xié)議，綜合了兩者的功能，它首先實(shí)現(xiàn)通信各方的相互認(rèn)證，之后協(xié)商只有參與者所知的會(huì)話密鑰。

一個(gè)認(rèn)證密鑰協(xié)商協(xié)議需要具備以下基本安全屬性：

（1）已知密鑰安全：用戶每次協(xié)商的會(huì)話密鑰應(yīng)具有唯一性，其他會(huì)話密鑰的泄漏不會(huì)影響本次會(huì)話密鑰的安全性。攻擊者得到一個(gè)會(huì)話密鑰，但無法計(jì)算之前或之后的會(huì)話密鑰；（2）前向安全：密鑰協(xié)商用戶長期私鑰的泄漏不會(huì)影響用戶之前協(xié)商的會(huì)話密鑰的安全性；（3）沒有密鑰泄露模仿：攻擊者得到某個(gè)用戶A的私鑰后，可偽裝成A與其他用戶通信，但不能使攻擊者通過用戶A冒充為其他用戶；（4）抗未知密鑰共享：當(dāng)用戶A與用戶B共同協(xié)商生成一個(gè)會(huì)話密鑰，要求A不會(huì)錯(cuò)誤地認(rèn)為該會(huì)話密鑰是和另外的用戶共享的；（5）無密鑰控制：協(xié)議參與者對(duì)生成的會(huì)話密鑰做出同等的貢獻(xiàn)，任何一方都不能將會(huì)話密鑰設(shè)置成預(yù)先設(shè)定的值。

除了上述基本屬性外，一個(gè)安全的認(rèn)證密鑰協(xié)商協(xié)議還應(yīng)該具有密鑰確認(rèn)功能，即協(xié)議參與者A可以確認(rèn)協(xié)議參與者B確實(shí)已經(jīng)得到本次協(xié)商的會(huì)話密鑰。

常見認(rèn)證密鑰協(xié)商協(xié)議主要有兩類：基于口令的認(rèn)證密鑰協(xié)商協(xié)議和基于身份的認(rèn)證密鑰協(xié)商協(xié)議。在實(shí)際應(yīng)用中，由于口令簡(jiǎn)單易記，工程實(shí)現(xiàn)也比較容易，所以基于口令的協(xié)議應(yīng)用相當(dāng)廣泛。

然而在基于口令的認(rèn)證密鑰協(xié)商協(xié)議中，由于用戶口令的低熵性，很容易遭到針對(duì)用戶口令的字典攻擊或猜測(cè)攻擊。在字典攻擊中，敵手利用口令集較小的特點(diǎn)，采用遍歷的方式窮舉字典集合中的所有口令，然后截獲與口令相關(guān)的明密文對(duì)，逐個(gè)進(jìn)行驗(yàn)證，直到猜測(cè)成功。因此，基于口令的認(rèn)證密鑰協(xié)商協(xié)議需要重點(diǎn)防范字典攻擊。

二、基于對(duì)稱算法的認(rèn)證密鑰協(xié)商協(xié)議

BAC協(xié)議是一種基于口令的認(rèn)證密鑰協(xié)商協(xié)議，交互過程采用的是對(duì)稱密碼算法。芯片和查驗(yàn)終端以機(jī)讀碼（ Ma chine Re adable Zone，MRZ）信息作為共有的口令生成一個(gè)密鑰種子Kseed， 再根據(jù)Kseed生成基本訪問密鑰對(duì)（KEnc，KMAC）。雙方再用基本訪問密鑰對(duì)交換隨機(jī)數(shù)和密鑰元件，用隨機(jī)數(shù)來確認(rèn)對(duì)方身份，用密鑰元件來生成一個(gè)新的Kseed。 最后芯片和查驗(yàn)終端根據(jù)新的Kseed計(jì)算出會(huì)話密鑰（KSEnc，KSMAC），其中前者為加密密鑰，后者為消息認(rèn)證碼密鑰。

（一）BAC協(xié)議

假設(shè)查驗(yàn)終端IFD已經(jīng)獲得MRZ并生成了基本訪問密鑰對(duì)（KEnc，KMAC），則芯片IC和查驗(yàn)終端IFD之間執(zhí)行BAC協(xié)議，具體步驟如下：

1. IFD向IC發(fā)出GET CHALLENGE指令，IC收到指令后生成隨機(jī)數(shù)RND.IC，并將RND.IC作為響應(yīng)發(fā)送給IFD；

2. IFD做如下操作：

（1）生成一個(gè)隨機(jī)數(shù)RND.IFD和密鑰元件K.IFD；

（2）生成連接值x xxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxx；

（3 ）計(jì)算密文EIFD=E(EEnc,S)；

（4 ）計(jì)算消息認(rèn)證碼MIFD=MAC(KMAC,EIFD)；

（ 5）向IC發(fā)出EXTERNAL AUTHENTICATE指令，并發(fā)送數(shù)據(jù)x xxxxxxxx。

3. IC做如下操作：

（1 ）檢驗(yàn)密文EIFD的 消息認(rèn)證碼MIFD；

（2 ）解密密文EIFD；

（3 ）從連接值S中提取RND.IC并檢驗(yàn)是否正確；

（4）生成密鑰元件K.IC；

（5）生成連接值x xxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxx；

（ 6）計(jì)算密文EIC=E(Kenc,R)；

（ 7）計(jì)算消息認(rèn)證碼MIC=MAC(KMAC,EIC)；

（ 8）發(fā)送響應(yīng)數(shù)據(jù)EIC=MIC。

4. IFD做如下操作：

（ 1）檢驗(yàn)密文EIC的 消息認(rèn)證碼MIC；

（ 2）解密密文EIC；

（3）從連接值R中提取RND.IFD并檢驗(yàn)是否正確。

5.I FD和IC均以K.IC XOR K.IFD作為密鑰種子導(dǎo)出會(huì)話密鑰(KSEnc,KSMAC)。

（二）BAC協(xié)議的安全性

BAC協(xié)議是根據(jù)MRZ信息生成共享的基本訪問密鑰對(duì)(KEnc,KMAC)，然后以該密鑰對(duì)作為對(duì)稱密鑰，采用對(duì)稱密碼算法傳遞各自的隨機(jī)數(shù)和密鑰元件，其中隨機(jī)數(shù)作為確認(rèn)對(duì)方身份的信息，而密鑰元件用來協(xié)商會(huì)話密鑰。當(dāng)IC用基本訪問密鑰對(duì)解密提取RND.IC并核對(duì)正確后，就說明IFD知道基本訪問密鑰對(duì)，從而說明IFD獲得了MRZ信息，是合法的訪問者。同時(shí)，二者通過交換密鑰元件也可以協(xié)商出會(huì)話密鑰，所以BAC協(xié)議可以完成電子證照查驗(yàn)中芯片訪問階段的功能目標(biāo)。然而，此協(xié)議也存在著一些問題。由于身份認(rèn)證和會(huì)話密鑰的所有關(guān)鍵信息全部由基本訪問密鑰對(duì)保護(hù)，而該密鑰對(duì)由MRZ獨(dú)自生成，所以整個(gè)協(xié)議的安全性完全依賴于MRZ信息。假設(shè)敵手只能通過暴力破解和猜測(cè)的方式來獲得持照人的MRZ信息，由于隨機(jī)數(shù)RND.IC在協(xié)議中以明文出現(xiàn)過，那么敵手就可以截獲隨機(jī)數(shù)RND.IC的明密文對(duì)，不斷利用猜測(cè)MRZ信息生成的密鑰對(duì)來嘗試，驗(yàn)證猜測(cè)的正確性。由于協(xié)議中會(huì)話密鑰對(duì)MRZ信息的高依賴性及MRZ信息的低熵性，使得BAC協(xié)議存在著很大的安全風(fēng)險(xiǎn)。

另外，BAC協(xié)議不具有密鑰認(rèn)證性。在雙方建立會(huì)話密鑰之后，協(xié)議并沒有進(jìn)行密鑰認(rèn)證，芯片和查驗(yàn)終端都無法保證對(duì)方與自己持有相同的會(huì)話密鑰。

三、基于非對(duì)稱算法的認(rèn)證密鑰協(xié)商協(xié)議

PACE協(xié)議是為了解決BAC協(xié)議熵值低的問題而提出的另外一種基于口令的認(rèn)證密鑰協(xié)商協(xié)議，采用的是非對(duì)稱密碼算法。PACE協(xié)議是基于口令的Diffie-Hellman密鑰協(xié)商協(xié)議，它為芯片IC和查驗(yàn)終端IFD提供了基于口令的認(rèn)證和安全會(huì)話密鑰。

PACE協(xié)議的執(zhí)行過程中可采用三種不同的映射：（1）通用映射（Generic Mapping，GM），基于Diffie-Hellman密鑰協(xié)商的映射；（2）合成映射（Integrated Mapping，I M），基于將域元素嵌入到密碼群的映射；（3）芯片認(rèn)證映射（Chip Authentication Mapping，CAM），在通用映射基礎(chǔ)上將芯片認(rèn)證整合到協(xié)議中的映射。

對(duì)于上述映射的具體描述可以查看ICAO Doc9303第7版，此處不再贅述。

（一）PACE協(xié)議

在執(zhí)行PACE時(shí)，查驗(yàn)系統(tǒng)首先從芯片中讀取與PACE相關(guān)的參數(shù)并且選擇一些有用的參數(shù)來執(zhí)行PACE協(xié)議。在這個(gè)過程中會(huì)用到以下指令集：（1）READ BINARY（讀取PACE 相關(guān)的參數(shù)）；（2）MSE：SET AT（初始化PACE）；（3）General Authenticate系列指令（相互認(rèn)證并協(xié)商會(huì)話密鑰）。

其中，General Authenticate系列指令包括以下步驟：（1）加密隨機(jī)數(shù)S.IC均勻隨機(jī)地選擇隨機(jī)數(shù)S，并進(jìn)行加密得到Z=E(Kπ,S)，將密文發(fā)送給查驗(yàn)系統(tǒng)；（2）恢復(fù)隨機(jī)數(shù)S.IFD利用共享口令π 導(dǎo) 出密鑰Kπ， 然后恢復(fù)出明文S=D(Kπ,Z)；（3）認(rèn)證并協(xié)商會(huì)話密鑰，IC和IFD均完成以下步驟：

①交換數(shù)據(jù)。二者交換將隨機(jī)數(shù)S映射至臨時(shí)域參數(shù)D所需要的數(shù)據(jù)。若PACE協(xié)議采用通用映射，則二者需交換臨時(shí)密鑰公鑰，即PKMap,Ic和PKMap,PCD；若PACE協(xié)議采用合成映射，則只需IFD選擇隨機(jī)數(shù)t并發(fā)送至IC；

②計(jì)算臨時(shí)生成元，得到臨時(shí)域參數(shù)D。二者分別計(jì)算臨時(shí)域參數(shù)D=Map(DIC,S,…)，其 中DIC是芯片的靜態(tài)域參數(shù)，映射Map的具體形式與PACE協(xié)議采用的映射類型有關(guān)；

③ 交換臨時(shí)公鑰。二者隨機(jī)生成臨時(shí)密鑰對(duì)(SKDH,IC，PKDH,IC) 和(SKDH,PCD，PKDH,PCD) ， 交換臨時(shí)公鑰PKDH,IC和PKDH,PCD， 并分別驗(yàn)證PKDH,IC≠PKDH,PCD；

④計(jì)算共享秘密K。二者分別利用臨時(shí)域參數(shù)D和臨時(shí)公鑰執(zhí)行Diffie-Hellman密鑰協(xié)商協(xié)議，計(jì)算出共享秘密K=KA(SKDH,IC,PKDH,PCD,D)=KA(SKDH,PCD,PKDH,IC,D)；

⑤導(dǎo)出會(huì)話密鑰KSMAC=KDFMAC(K)，KSEnc=KDFEnc(K)；

⑥相互認(rèn)證。二者分別計(jì)算認(rèn)證令牌TIC=MAC(KSMAC,PKDH,PCD)和TPCD=MAC(KSMAC,PKDH,IC)，交換令牌，并對(duì)接收的令牌進(jìn)行驗(yàn)證，令牌驗(yàn)證通過則雙方認(rèn)證成功。

（4）芯片認(rèn)證。當(dāng)PACE協(xié)議采用芯片認(rèn)證映射時(shí)，此步驟是必需的。

①IC計(jì)算芯片認(rèn)證數(shù)據(jù)CAIC= (SKIC)-1×SKM ap,ICmod p， 其中SKIC是 芯片的靜態(tài)私鑰，SKMap,IC是芯片的臨時(shí)私鑰，p是 密碼群的階。進(jìn)一步，芯片將芯片認(rèn)證數(shù)據(jù)CAIC加 密為AIC=E(KSEnc,CAIC)并發(fā)送至查驗(yàn)終端；

②查驗(yàn)終端解密AIC， 恢復(fù)出CAIC=D(KSEnc,AIC)，并驗(yàn)證PKMap,IC=KA(CAIC,PKIC,DIC) ， 其中PKIC是芯片的靜態(tài)公鑰。

上述PACE協(xié)議可以分成五個(gè)階段。

階段1：初始化。IFD讀取芯片中用于存儲(chǔ)PACE協(xié)議的相關(guān)文件，獲取協(xié)議相關(guān)的算法及域參數(shù)等，然后與芯片確認(rèn)信息，達(dá)成共識(shí)；

階段2：秘密傳遞隨機(jī)數(shù)。IC選擇隨機(jī)數(shù)S，用共享口令導(dǎo)出的密鑰Kπ加密，然后發(fā)送給IFD。IFD收到密文后再利用密鑰Kπ解密得到隨機(jī)數(shù)。如果IFD沒有在持證人的授權(quán)下得到共享口令，那么就得不到正確的隨機(jī)數(shù)（正確性需要后續(xù)階段進(jìn)行確認(rèn)），所以此階段可以達(dá)到對(duì)訪問權(quán)限進(jìn)行控制的目的；

階段3：生成臨時(shí)生成元。利用隨機(jī)數(shù)S導(dǎo)出一個(gè)臨時(shí)的生成元，從而得到臨時(shí)域參數(shù)D。該導(dǎo)出過程取決于協(xié)議所選擇的映射方式，即前面提到的通用映射、合成映射和芯片認(rèn)證映射；

階段4：協(xié)商會(huì)話密鑰。在臨時(shí)域參數(shù)D的基礎(chǔ)上使用Diffie-Hellman密鑰協(xié)商協(xié)議協(xié)商出共享密鑰K，然后利用K導(dǎo)出會(huì)話密鑰對(duì)(KSEnc,KSMAC)；

階段5：密鑰確認(rèn)。IC和IFD分別利用會(huì)話密鑰計(jì)算認(rèn)證令牌，進(jìn)行密鑰確認(rèn)。認(rèn)證令牌中攜帶了隨機(jī)數(shù)和會(huì)話密鑰的信息，令牌認(rèn)證通過，一方面說明IFD確實(shí)擁有共享口令，另一方面說明IC和IFD導(dǎo)出的會(huì)話密鑰一致。

由于階段3所采用的映射方式有三種，即通用映射、合成映射和芯片認(rèn)證映射，而階段4的Diffie-Hellman密鑰協(xié)商算法有兩種，即定義在有限域乘法群上的DH和定義在橢圓曲線群上的ECDH，所以通過二者組合后的PACE協(xié)議的具體形式很多。本文通過圖1給出基于ECDH算法并采用通用映射GM的PACE協(xié)議流程。

公共域參數(shù)DIC= (p,a,b,G,r,f)中 ，p為 素?cái)?shù)，F(xiàn)p為定義橢圓曲線的素域，a,b為 橢圓曲線參數(shù)，G為素階子群的生成元，r為生成元的階，f為余因子。E為對(duì)稱加密算法，D為對(duì)稱解密算法，KDF為密鑰導(dǎo)出函數(shù)。

（二）PACE協(xié)議的安全性

PACE協(xié)議作為一種典型的基于口令的認(rèn)證密鑰協(xié)商協(xié)議，由德國聯(lián)邦信息安全局（BSI）提出，其設(shè)計(jì)融合了EKE協(xié)議和SPEKE協(xié)議的思想，除了具備認(rèn)證密鑰協(xié)商協(xié)議的基本安全屬性之外，還能抵抗字典攻擊。

與BAC協(xié)議類似，PACE協(xié)議也是以MRZ信息作為共享口令生成對(duì)稱密鑰。但是不同的是，此對(duì)稱密鑰僅用于階段1傳遞隨機(jī)數(shù)S，而且該隨機(jī)數(shù)僅以密文形式出現(xiàn)，沒有以明文傳遞過，所以敵手即使截獲了相關(guān)信息，也得不到該隨機(jī)數(shù)S的明密文對(duì)，因此無法驗(yàn)證自己猜測(cè)的口令是否正確。進(jìn)一步的，在階段2中，協(xié)議利用隨機(jī)數(shù)S生成了一個(gè)臨時(shí)生成元，將口令的熵值隱藏，且后續(xù)信息交流中只涉及到公鑰的明文傳遞，不涉及到密文或其他敏感信息。因此，即便是口令信息泄露，在不考慮主動(dòng)攻擊的情況下，敵手也只能獲得隨機(jī)數(shù)S卻無法得知Diffie-Hellman密鑰協(xié)商算法中的私鑰，從而無法得知階段3中協(xié)商出的會(huì)話密鑰。所以PACE協(xié)議的安全性并不完全依賴于口令的安全性，這也是PACE協(xié)議取代BAC協(xié)議的關(guān)鍵所在。

四、PACE協(xié)議的優(yōu)勢(shì)分析

從功能上來看，BAC協(xié)議和PACE協(xié)議是一樣的，都是在芯片訪問階段利用電子證照文本上的MRZ信息達(dá)到了訪問控制的目的，一方面對(duì)查驗(yàn)終端和芯片進(jìn)行了雙向的身份認(rèn)證，確保查驗(yàn)終端是在獲取MRZ信息后的合法瀏覽，另一方面也協(xié)商出了共享的會(huì)話密鑰，為后續(xù)的信息交互建立了安全通道。

從安全性來看，BAC協(xié)議和PACE協(xié)議都具備認(rèn)證密鑰協(xié)商協(xié)議的基本安全屬性，但是在抗字典攻擊和密鑰確認(rèn)方面，后者明顯優(yōu)于前者，具體見表1。

（一）BAC協(xié)議采用的對(duì)稱密碼算法

該類算法決定了無論是雙方確認(rèn)身份的隨機(jī)數(shù)還是協(xié)商會(huì)話的密鑰元件，所有的敏感信息都需要采用密文形式傳遞。同時(shí)，協(xié)議中隨機(jī)數(shù)又是明文傳遞的，這樣敵手就可以截獲明密文對(duì)，利用MRZ信息的低熵性進(jìn)行反復(fù)的猜測(cè)驗(yàn)證，完成字典攻擊。另外，BAC協(xié)議在協(xié)商出會(huì)話密鑰之后并沒有進(jìn)行密鑰確認(rèn)，為后續(xù)通話埋下隱患。

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（二）PACE協(xié)議采用的密碼算法包括對(duì)稱算法和非對(duì)稱算法

其中對(duì)稱算法僅用于傳遞隨機(jī)數(shù)S而且該隨機(jī)數(shù)僅以密文形式傳遞，后續(xù)交互中也只需要傳遞公鑰等非敏感信息。整個(gè)協(xié)議中都不會(huì)出現(xiàn)明密文對(duì)，即使敵手利用MRZ信息的低熵性猜測(cè)了口令，也沒有可以用來驗(yàn)證猜測(cè)是否正確的消息。

這種特點(diǎn)使得PACE協(xié)議能夠抵抗字典攻擊。另外，PACE協(xié)議在協(xié)商出會(huì)話密鑰之后利用認(rèn)證令牌進(jìn)行了密鑰確認(rèn)。

綜上，PACE協(xié)議實(shí)現(xiàn)了BAC協(xié)議的所有功能，同時(shí)可以利用低熵口令協(xié)商出高安全強(qiáng)度的會(huì)話密鑰，解決了BAC協(xié)議MRZ的低熵性問題，是取代BAC協(xié)議的理想?yún)f(xié)議。

五、結(jié)語

本文對(duì)國際民航組織在芯片訪問控制技術(shù)標(biāo)準(zhǔn)中推薦的BAC協(xié)議和PACE協(xié)議兩種認(rèn)證密鑰協(xié)商協(xié)議，從原理和細(xì)節(jié)兩方面分別做了詳細(xì)的介紹，并對(duì)二者進(jìn)行了分析與比較，結(jié)果表明PACE協(xié)議在安全性上明顯優(yōu)于BAC協(xié)議，是取代BAC協(xié)議的理想?yún)f(xié)議。本文為PACE協(xié)議在芯片訪問控制中的工程實(shí)現(xiàn)和應(yīng)用提供了理論依據(jù)和指導(dǎo)。