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協(xié)議認證性安全屬性測試方法

文檔作者：何云華楊超張俊偉馬建峰文檔來源： (1．西安電子科技大學(xué)計算機網(wǎng)絡(luò)與信息安全教育部 2．北方工業(yè)大學(xué)計算機學(xué)院信息安全系，		點擊數(shù)：	更新時間： 2021年07月12日
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第11期
2016年11月
電 子 學(xué) 報
ACTA ELECTRONICA SINICA
V01．44 No．11
N0v． 2016
協(xié)議認證性安全屬性測試方法
何云華 ．一，楊超 ，張俊偉 ，馬建峰
(1．西安電子科技大學(xué)計算機網(wǎng)絡(luò)與信息安全教育部!It,4實驗室，陜西西安710071；
2．北方工業(yè)大學(xué)計算機學(xué)院信息安全系，北京100029)
摘 要： 認證性建立通信雙方的信任關(guān)系，是安全通信的重要保障．傳統(tǒng)的協(xié)議測試方法只關(guān)注協(xié)議功能的正
確性，無法滿足認證性等安全屬性測試的要求．因此，提出了一種針對協(xié)議認證性的安全屬性測試方法，利用帶目標集
合的有限狀態(tài)機模型SPG．EFSM來擴展描述協(xié)議安全屬性，并在攻擊場景分類的基礎(chǔ)上設(shè)計了認證攻擊算法．通過攻
擊算法找到了Woo．1am協(xié)議和I~TESLA協(xié)議的認證性漏洞，該方法具有可行性、覆蓋率高等特點．
關(guān)鍵詞： 協(xié)議測試；安全屬性；認證性測試；形式化模型；攻擊分類 ·
中圖分類號： TP309 文獻標識碼： A 文章編號： 0372—2112(2016)11-2788~8
電子學(xué)報URL：http：／／www．ejourna1．org．ell DOI：10．3969／j．issn．0372-2112．2016．11．031
Authentication Testing of Security Protocols A
Method for Testing Protocol Security Properties
HE Yun．hua ，YANG Chao ，ZHANG Jun．wei ，MA Jian—feng
(1 ．Key Laboratory ofComputer Network and Information Security ofMin~try ofEducation，Xidian University，Xi’an，Shaanxi 71o071，China；
2．Department ofInformation Security，College ofComputer Science，North China University ofTechnology，Beijing 100029，China)
Abstract： Authentication builds the trust relationship between communication parties，which is a magnitude guarantee
for secure communications．However，existing protocol testing techniques focus on validating the protocol specification．
Those techniques can not sarisfy the requirements of testing protocol authentication as their lack of the method for describing
security properties．Therefore，a protocol security property testing method is proposed for testing protocol authentication．Th is
testing method uses a new formal model-Symbolic Parameterized Goal Extended Finite State Machine(SPG-EFSM)for de—
scribing protocols and their security properties．Th en，a protocol attack algorithm is designed for testing protocol authentication
based on different attack scenarios．Through test experiments on the well—known protocol W oo-lam an d IxTESLA，it is
found that the SPG-EFSM based attack algorithm can find several protocol security flaws and has better feasibility and high
coverage．
Key words： protocol testing；security properties；authentication testing；formal model；attack classification
1 引言
通信協(xié)議作為網(wǎng)絡(luò)和分布式應(yīng)用的基礎(chǔ) ，其固
有的復(fù)雜性和潛在的敵對環(huán)境，使得協(xié)議的安全性面
臨巨大的挑戰(zhàn)．大量基于邏輯推理的方法被用來分析、
驗證通信協(xié)議的安全性 ，如認證性、保密性、不可否
認性和完整性等安全屬性．但是，這些方法大多集中在
協(xié)議規(guī)范分析與驗證方面，忽略了另一個不可信、不安
全因素——協(xié)議實現(xiàn)引入的漏洞 ．
最常見的協(xié)議實現(xiàn)安全漏洞測試方法是隨機測
試 (Random testing)，通過注入大量隨機、異常或錯誤
的輸入到待測協(xié)議中來觀察系統(tǒng)是否會出現(xiàn)異常，但
其測試數(shù)據(jù)的生成缺乏準確、高效的指導(dǎo)，測試數(shù)據(jù)的
分布不受控制 ．針對該問題，描述協(xié)議數(shù)據(jù)流的測試
方法逐步受到了關(guān)注，使用上下文無關(guān)文法(BNF)E7]或
結(jié)構(gòu)化的Frame語法 描述消息字段之間的相關(guān)性．但
是，此類方法不支持有狀態(tài)轉(zhuǎn)移的協(xié)議控制流的建模．
數(shù)據(jù)流與控制流相結(jié)合的測試方法成為了進一步的研
收稿日期：2015-10-27；修回Et期：2016-05．19；責任編輯：李勇鋒
基金項目：國家自然科學(xué)基金青年基金(No．61303219)；陜西省自然科學(xué)基礎(chǔ)研究計劃(No．2014JQ8295)；中央高?；究蒲袠I(yè)務(wù)費(No
JB140303)；國家自然科學(xué)基金面上基金(No．61672415)
第11 期 何云華：協(xié)議認證性安全屬性測試方法 2789
究熱點．Jing C等人 對TTCN-3控制流描述模型進行
了語法和語義擴展，但所描述的語法變異類型有限．
Yamaguehi等人 將抽象語法樹(AST)和控制流圖
(CFG)相結(jié)合，在實際測試中也獲得了較好的效果．但
為了滿足特定的安全需求，例如認證性或機密性，通信
協(xié)議往往對協(xié)議消息本身進行了加密等處理，存在大
量不可知參數(shù)，這使得上述測試方法，很難識別消息的
各個字段，構(gòu)造出合適的測試例．因此，設(shè)計專用的協(xié)議
安全屬性測試方法是迫切需求的．
但是，此類研究才剛剛起步．Mashtizadeh等人 提
出密碼一控制流模型，該模型假定攻擊者能產(chǎn)生消息認
證碼用于控制流測試．該方法側(cè)重于控制協(xié)議狀態(tài)的
跳轉(zhuǎn)和返回，未考慮協(xié)議消息構(gòu)造方法．Shu G等人¨
提出了以協(xié)議消息作為其輸入／輸出參數(shù)的協(xié)議描述
模型，該模型利用密鑰K、隨機數(shù)Ⅳ等參數(shù)組成的元組
來表示消息，并建立了用于表示攻擊者行為及協(xié)議安
全屬性的攻擊者模型．該方法對加密消息具有一定處
理能力，但其攻擊者模型不能準確的表示協(xié)議某些特
定的安全屬性．例如協(xié)議認證性，必須要結(jié)合參與者初
始認證目標與協(xié)議執(zhí)行完后狀態(tài)才能準確的描述．另
外，該方法沒有考慮某些特殊情形，包括一次會話有多
個參與者、一個參與者參與多個會話、擁有合法身份的
攻擊者參與會話等情形．
針對以上問題，本文提出了協(xié)議認證性安全屬性
測試方法．首先提出一種描述協(xié)議安全屬性的有限狀
態(tài)機擴展模型SPG—EFSM(Symbolic Parameterized Goal—
Extended Finite State Machine)，擴展定義參與方目標
集，用條件判斷函數(shù)來對比目標集合與協(xié)議執(zhí)行后的
結(jié)果，以實現(xiàn)安全屬性的驗證；在此基礎(chǔ)上，對協(xié)議攻擊
場景進行了分類，該分類綜合考慮了擁有合法身份的
攻擊者參與，存在認證中心的多方參與，參與者參與多
個會話等情況；然后，結(jié)合了Dolev-Yao攻擊模型 ，設(shè)
計了協(xié)議認證性攻擊算法，該算法包涵了上述所有的
分類；最后，通過對廣泛應(yīng)用的Woo—lam 協(xié)議 和
~TESLA協(xié)議¨ 進行了測試，發(fā)現(xiàn)存在于Woo-lam協(xié)議
及其各種更新版本中的已知和未知安全漏洞，以及
~TESLA協(xié)議的認證漂移問題．
2 SPG-EFSM 模型
SPG：EFSM是一種包含安全屬性定義和驗證的協(xié)
議描述模型，是Shu G提出的EFSM擴展模型 的改
進．SPG-EFSM擴展描述了協(xié)議目標集合，基于目標集
合定義安全屬性，通過對比目標集合與協(xié)議執(zhí)行后的
結(jié)果來指示協(xié)議的安全屬性是否存在漏洞，該驗證規(guī)
則由條件判斷函數(shù)來實現(xiàn)．認證性是協(xié)議安全屬性的
重要部分，本文著重對認證性安全屬性測試．
定義1、定義2給出了認證目標集、單向認證和雙
向認證的概念；SPG·EFSM模型的描述由定義3給出．
定義1 認證集一表示為C，={一m I m ∈P}，一
m代表期望認證參與者m身份標識，P為參與者集合；
認證集二表示為G2={m_+n I m ∈P n n E P}，m n
代表參與者n期望向參與者m認證自己身份標識；參
與者n目標集合表示為：
g ={c J((j c= m)∈Cl nm≠n)u r1、
(( e=，n_÷n )∈C2 nn=n )；m，n，n ∈P}
認證結(jié)果集定義為R={Succeed，F(xiàn)ailed}．
定義2 已知m，n，m ，n ∈P， n ∈g ，m n
E g ·
(1)如果有(m=m )n( =n )，并且協(xié)議能正確
執(zhí)行完成，則稱協(xié)議達到了m認證了n，記mz=~n．
(2)如果有(m n)n(n m)，則稱m與／z達到了
雙向認證，記rrtC：~rt． ’
定義3 SPG—EFSM由七元組組成(S，A，G，，，0，X，
>．
其中s——狀態(tài)集合；
A—— 原子集合{Key，Nonce，Int}和相應(yīng)派生規(guī)則
{E()，H()，MAC()，·}，用于描述消息，如E(k ，k ·
H(n。))；
目標集合G={g ln∈P}；
，l-一輸入集合，=， t．J G，其中， 是原有狀態(tài)機輸
入集合；
0——輸出集合0=0 uR，其中0 是原有狀態(tài)機
輸出集合；
( )參數(shù)構(gòu)成的有限集合，具有默認初值，
其中L(A)代表由A構(gòu)成的消息集合；
卜轉(zhuǎn)移過程集合，t=(s，s ，i，0，P( ，7r(i))，
a(x，7r(f)，仃(0)))∈T，其中s， 分別代表初態(tài)、終態(tài)，
丌(i)，仃(0)分別代表輸入、輸出的參數(shù)，P( ，7r(i))是
增加了定義2給出認證關(guān)系的條件判斷函數(shù)，a( ，7r
(i)，7r(0))是關(guān)于變量、輸入?yún)?shù)和輸出參數(shù)的處理
過程．
其中，協(xié)議的目標集合用于協(xié)議的安全屬性需求，
這里重點考慮認證性．協(xié)議認證是通過一個轉(zhuǎn)移過程
t=(s，s ，i，0，P( ，仃(i))，a( ，7r(i)， (0)))來驗證
的，s，s 分別是未認證態(tài)、認證態(tài)，輸入i為G，輸出0為
， 條件判斷函數(shù)p(x，仃(i))是定義2給出了的認證關(guān)
系．當P( ，7r( ))=0時，未通過認證，0=Failed．a(chǎn)( ，
仃(i)，仃(O))表示對消息的處理過程，如對加密消息進
行解密、取消息中的某個元素
為了確保測試有效地實施，協(xié)議測試要求狀態(tài)機
模型是確定的可達圖 ．定理1證明了SPG—EFSM模
型是一個確定的可達圖．
2790 電 子 學(xué) 報 2016焦
定理1 SPG．EFSM是確定性的FSM，并且是一個
可達圖．
證明SPG．EFSM可表示為FSM(S。，， ，0 ，廠n ，
)的形式．
其中狀態(tài)集合：
S ={I(s∈S)n(vcx)n(g ∈G)}
(2)
輸入／輸出集合：
， =GUL(A)，0 =RuL(A) (3)
狀態(tài)轉(zhuǎn)移函數(shù)：
廠n ：s。XIc---~S (，i)=
{ f t∈T， f4
t takes machinefro,~
toupon i}
輸出函數(shù)：
廠0 。 ：S XIc D 佃u (，i)
= {0∈0 I|t∈T，
t outputs 0 fromupon i} (5)
當∈S。時，如果i∈， ，條件判斷函數(shù)
predict( ，7r(i))=1時，那么j t E T使得狀態(tài)機肘 從
轉(zhuǎn)移到，并且輸出o∈oR．所
以SPG—EFSM用于描述安全協(xié)議是一個確定性的有限
狀態(tài)機FSM．
SPG-EFSM的可達性問題可以轉(zhuǎn)化為FSM 的可達
性問題．對于安全協(xié)議而言，其狀態(tài)Js是有限的，存儲的
變量 也是有限的，可以構(gòu)成具有有限結(jié)點和邊的有
向圖．假設(shè)協(xié)議的初始狀態(tài)，對于V∈S ，j seql={ilf2?i }使得達到
，并且]seq2={i'1i 2?i }使得
達到，其中seq。，seg 是由一系列的輸入i
組成的串，那么對V，，了seq3
= {i 川，? ，i ，i 一，i }使得達到．所以，協(xié)議中任意兩個狀態(tài)是可達的，即SPG．
EFSM是一個可達圖．
3 協(xié)議認證攻擊算法
3．1 攻擊場景分類
為了有效地實施攻擊，本節(jié)對攻擊場景進行了分
類．一方面，攻擊場景分類可以快速的建立攻擊策略，另
一方面，攻擊分類建立在Dolev．Yao強攻擊模型阻 基礎(chǔ)
上，能夠最大化攻擊者的能力．本節(jié)從是否存在多個參
與者、是否利用接收者預(yù)言機服務(wù)H 、是否擁有合法身
份的攻擊者等三個方面對攻擊場景進行分類，具體定
義如下：
本文用(L一／i)，Depend，T)表示攻擊情形，其中 一
，D為攻擊者的合法身份， 一ID=1( 一ID=0)為擁有
(無)合法身份；Depend為接收者的預(yù)言機服務(wù)，Depend
= 1(Depend=0)為利用(不利用)接收者預(yù)言機服務(wù)；T
為認證中心，T=1(T=0)為存在(不存在)認證中心．
定義4 設(shè)A，B為參與者，u為用戶集，LU為合法
用戶集， 為攻擊者，Attack為M 進行的一次攻擊，則
Attack可以分為以下八類：
①當( 一CD，Depend，T)=(0，0，0)時，存在A —
tackl，即：
若M∈U—LU，A，B∈LU，(B—}A∈gA)n ( A薯
g )n(一 (”A”)∈g )，不存在 ，協(xié)議執(zhí)行完畢，使
得A M(”B”)或A B．
② 當(L—CD，Depend， )=(0，0，1)時，存在A￡一
tack2，即：
若g∈U—LU，A，B∈LU，(B A∈g^)n (-÷A圣
g )n(— (”B”) g )，存在 ，如果協(xié)議執(zhí)行完畢，
使得 (”B”)或A ．
③ 當(L—CD，Depend，T)=(1，0，0)時，存在A￡一
tack3，即：
若M∈U，A，B∈ ，( 一A∈ga)n ( A譬g口)n
(一 (”B”)∈g )，不存在 ，如果協(xié)議執(zhí)行完畢，使得
A (” ”)或A B．
④ 當(L—CD，Depend，T)=(1，0，1)時，存在A —
Ⅱc ，即：
若M∈U，A，B∈LU，(B—A∈gA)n ( A g日)n
(一 (”B”)∈g )，存在 ，如果協(xié)議執(zhí)行完畢，使得A
(”B”)或A B．
⑤ 當(L—CD，Depend，T)=(0，1，0)時，存在 f—
tack5，即：
若M∈U—LU，A，B∈LU，(B—}A E g^)n (—}A∈
g )n(一 (”B”)Eg )，不存在 ，如果協(xié)議執(zhí)行完
畢，使得Aj (”B”)或無法完成AjB．
⑥ 當(L—CD，Depend，T)=(0，1，1)時，存在A 一
tack6，即：
若M∈U—LU，A，B∈LU，( —}A∈g^)n (_÷A∈
g )n(一 (” ”)∈g )，存在 ，如果協(xié)議執(zhí)行完畢，
使得A (”B”)或無法完成A 曰．
⑦ 當(L—CD，Depend， )：(1，1，0)時，存在Af．
tack7，即：
若M∈LU，A，B∈LU，(日— ∈g^)n (_一+A∈gB)n
(一肘(”B”)∈g )，不存在 ，如果協(xié)議執(zhí)行完畢，使得
Aj (”B”)或無法完成A B．
⑧ 當(L—CD，Depend，T)=(1，1，1)時，存在A￡．
tack8，即：
若M∈LU，A，B∈LU，(曰_+A E gA)n (．÷A∈g )n
(一 (”B”)∈g )，存在 ，如果協(xié)議執(zhí)行完畢，使得A
第1 1 期 何云華： 議認證性安全屬性測試方法 279l
j肘(”B”)或無法完成A==>B．
3．2 攻擊算法
根據(jù)定義4，提出了一種通用的攻擊算法．陔算法
是基于主動測試的思想，攻擊者Malice可以任意截獲
和注入消息，攻擊者知識集合 隨攻擊過程的進行而
增大．針對某一個具體的協(xié)議而言，并不是所有Attack
都呵選擇，要根據(jù)協(xié)議規(guī)范 M ，M!，?，M，，}來進行選
擇適合Attack．根據(jù)Attack來選取參與者的狀態(tài)機 ．
例如，雙方認證協(xié)議規(guī)范為{M，， }，M．，M 分別代表
發(fā)起者、響應(yīng)者的狀態(tài)機，當實施Attackl時，參與者A1一
ice選擇M。，Malice選擇 ．當涉及到多個session，參與
者Alice町能選擇多個狀態(tài)機，用M ，來表示參與者A1一
ice選擇第i個狀態(tài)機．算法通過狀態(tài)機的推斷，轉(zhuǎn)移過
程、消息的選擇，剔除了 合理的測試分支，提高了算法
的效率．
該攻擊算法分四個部分：
①選擇狀態(tài)機．先由協(xié)議規(guī)范{M --，M，，}確定適
當?shù)腁ttack，冉根據(jù)Attack來確定用戶 的 ，、攻擊者
的M
②更新目標集合。目標集合G的更新包括用戶g，
的更新和攻擊者g 的更新，由 戶 和Malice選取的
狀態(tài)機在協(xié)議中的角色來確定．
③具體攻擊．根據(jù)當前各狀態(tài)機的狀態(tài)進行有針
對性的Intercept或Inject．先根據(jù)當前符狀態(tài)機來推斷截
獲或注入的狀態(tài)機集合 再根據(jù) ，，選擇進行Inter—
cept或Inject．如果選擇Intercept，就從 中選取可以進
行截取的 然后進行Intercept，并更新M 和Malice的
狀態(tài)機 5， ．S．如果選擇Inject，就從 中選取可
以進行注入的 ，求得 巾注入的轉(zhuǎn)移過程71 并
用lookahead( ， S，X，t)選擇可以能產(chǎn)生有效輸出
的消息，然后更新狀態(tài) S， ．S．
④攻出判斷．如果找到認證性的漏洞，算法結(jié)束；如
果沒有找到漏涮，再重復(fù)步驟1到步驟4，當嘗試超過
最大值Max，算法結(jié) 柬．Max是按需設(shè)定的嘗試次數(shù)，用
來避免尤限測試．
該算法涵蓋定義4給出的八種攻擊類型．女fj果該算
法可以處理攻擊者以合法或非法身份參與，是否利jfj
接收者預(yù)言機服務(wù)，是否存在認證中心等情況，習(xí)l5么該
算法涵蓋這八種攻擊類型．該算法通過目標集合米表
示攻擊擁有合法或非法身份的情況．例如，Malice以合
法身份 Alice進行通信可表示為：g ={ 一 }，g =
{一 }；Malice以非法身份偽裝Alice與Bob進行通信
可表示為：g ：{8一 (”A )}，g ={一A}．該算法通
過參與者選取多個狀態(tài)機來表示參與者在不同session
中的角色．例如，當Malice截獲到Alice發(fā)給Bob的消息
腳g時，發(fā)現(xiàn)自己不能『到讀，便偽裝Alice發(fā)msg給Bob
以獲得預(yù)言機服務(wù)，這可表示為：g ={A一 (”曰”)，啟
一 (” ) ?g =；一B}，g ={一 ；當Malice沒有利
用Bob預(yù)占機服務(wù)町表示為：g ={ 一 (”B”)}，g =
{一曰}．該算法通過選取{M 一，M }中C的取值來表
示是否存在認證中心的情況，即多方參與的情況．因此，
該算法涌蓋了這八種攻擊類型．
4 協(xié)議的測試與結(jié)果分析
4．1 Woo-lam協(xié)議描述與測試
Woo—lain協(xié)議是經(jīng)典的認證協(xié)議．在此協(xié)議中假定
Alice和Trent共享對稱密鑰KA ，Bob和Trent共享對稱
密鑰K ，協(xié)議的最終目標是Alice向Bob證實自己的
身份．Woo—lam協(xié)議的主要交互過程請參見文獻[14]．
(b)Mn：state machine ofreceiver B (c)M~：state machine oftrusted third party T
I酮1 利用SPG—EFSM模型描述的Woo—lain協(xié)漢規(guī)范
4．1．1 Woo．1am協(xié)議規(guī)范描述
SPG—EFSM模型描述Woo．1am 議的協(xié)議規(guī)范如
圖1所示．假定攻擊者Malice可以截獲每一條消息，知
道Alice、Bob、Trent從協(xié)議開始到結(jié)束的每一個狀態(tài)s，
其中s 表示初始狀態(tài)，s 表示接受第i條消息，S 表示
發(fā)送第i條消息，S 表示認證狀態(tài)．
2792 電 子 學(xué) 報 2016焦
4．1．2 Woo-lain協(xié)議測試
Woo．1ain協(xié)議測試結(jié)果通過表1給出．攻擊者Ma1．
ice在協(xié)議中偽裝了Alice與Bob進行會話，M~ice以合
機和合法身份會話的狀態(tài)機．由于存在兩次會話，所以
M~ice、Bob、Trent分別都存在著兩個狀態(tài)機．從表1可
以看出，攻擊算法發(fā)現(xiàn)了Woo．1ain協(xié)議存在Attack4，是
法身份與Bob進行會話，Malice維護偽裝Alice的狀態(tài) 典型攻擊n 中的平行會話攻擊
表1 檢測到w00．1arn協(xié)議的認證錯誤
States
(M(”A”) Action Note
，Bl，T1，M，B2， )
(s。，Js。，5。，s。，S。，So) A，，)Ali％B g日={ ，A—日}
(SsI，SRl，5。，S。，S。，S。) M Malice gBU＼一M，M—B＼ — — — — B
(ss1，Sm，．s。，Ss1，Sm，S。) 曰 ”)

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