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導(dǎo)航：安全管理網(wǎng)>> 安全論文>> 電力安全論文>>正文

協(xié)議認(rèn)證性安全屬性測(cè)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(jì)算機(jī)網(wǎng)絡(luò)與信息安全教育部 2．北方工業(yè)大學(xué)計(jì)算機(jī)學(xué)院信息安全系，		點(diǎn) 擊數(shù)：	更新時(shí)間： 2021年07月12日
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第11期
2016年11月
電 子 學(xué) 報(bào)
ACTA ELECTRONICA SINICA
V01．44 No．11
N0v． 2016
協(xié)議認(rèn)證性安全屬性測(cè)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(jì)算機(jī)網(wǎng)絡(luò)與信息安全教育部!It,4實(shí)驗(yàn)室，陜西西安710071；
2．北方工業(yè)大學(xué)計(jì)算機(jī)學(xué)院信息安全系，北京100029)
摘 要： 認(rèn)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(cè)試方法只關(guān)注協(xié)議功能的正
確性，無法滿足認(rèn)證性等安全屬性測(cè)試的要求．因此，提出了一種針對(duì)協(xié)議認(rèn)證性的安全屬性測(cè)試方法，利用帶目標(biāo)集
合的有限狀態(tài)機(jī)模型SPG．EFSM來擴(kuò)展描述協(xié)議安全屬性，并在攻擊場(chǎng)景分類的基礎(chǔ)上設(shè)計(jì)了認(rèn)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(rèn)證性漏洞，該方法具有可行性、覆蓋率高等特點(diǎn)．
關(guān)鍵詞： 協(xié)議測(cè)試；安全屬性；認(rèn)證性測(cè)試；形式化模型；攻擊分類 ·
中圖分類號(hào)： TP309 文獻(xiàn)標(biāo)識(shí)碼： A 文章編號(hào)： 0372—2112(2016)11-2788~8
電子學(xué)報(bào)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(duì)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(yàn)證通信協(xié)議的安全性 ，如認(rèn)證性、保密性、不可否
認(rèn)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(yàn)證方面，忽略了另一個(gè)不可信、不安
全因素——協(xié)議實(shí)現(xiàn)引入的漏洞 ．
最常見的協(xié)議實(shí)現(xiàn)安全漏洞測(cè)試方法是隨機(jī)測(cè)
試 (Random testing)，通過注入大量隨機(jī)、異?；蝈e(cuò)誤
的輸入到待測(cè)協(xié)議中來觀察系統(tǒng)是否會(huì)出現(xiàn)異常，但
其測(cè)試數(shù)據(jù)的生成缺乏準(zhǔn)確、高效的指導(dǎo)，測(cè)試數(shù)據(jù)的
分布不受控制 ．針對(duì)該問題，描述協(xié)議數(shù)據(jù)流的測(cè)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(cè)試方法成為了進(jìn)一步的研
收稿日期：2015-10-27；修回Et期：2016-05．19；責(zé)任編輯：李勇鋒
基金項(xiàng)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(jì)劃(No．2014JQ8295)；中央高校基本科研業(yè)務(wù)費(fèi)(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(rèn)證性安全屬性測(cè)試方法 2789
究熱點(diǎn)．Jing C等人 對(duì)TTCN-3控制流描述模型進(jìn)行
了語法和語義擴(kuò)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(shí)際測(cè)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(rèn)證性或機(jī)密性，通信
協(xié)議往往對(duì)協(xié)議消息本身進(jìn)行了加密等處理，存在大
量不可知參數(shù)，這使得上述測(cè)試方法，很難識(shí)別消息的
各個(gè)字段，構(gòu)造出合適的測(cè)試?yán)虼?，設(shè)計(jì)專用的協(xié)議
安全屬性測(cè)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(rèn)
證碼用于控制流測(cè)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(jī)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(duì)加密消息具有一定處
理能力，但其攻擊者模型不能準(zhǔn)確的表示協(xié)議某些特
定的安全屬性．例如協(xié)議認(rèn)證性，必須要結(jié)合參與者初
始認(rèn)證目標(biāo)與協(xié)議執(zhí)行完后狀態(tài)才能準(zhǔn)確的描述．另
外，該方法沒有考慮某些特殊情形，包括一次會(huì)話有多
個(gè)參與者、一個(gè)參與者參與多個(gè)會(huì)話、擁有合法身份的
攻擊者參與會(huì)話等情形．
針對(duì)以上問題，本文提出了協(xié)議認(rèn)證性安全屬性
測(cè)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(jī)擴(kuò)展模型SPG—EFSM(Symbolic Parameterized Goal—
Extended Finite State Machine)，擴(kuò)展定義參與方目標(biāo)
集，用條件判斷函數(shù)來對(duì)比目標(biāo)集合與協(xié)議執(zhí)行后的
結(jié)果，以實(shí)現(xiàn)安全屬性的驗(yàn)證；在此基礎(chǔ)上，對(duì)協(xié)議攻擊
場(chǎng)景進(jìn)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(rèn)證中心的多方參與，參與者參與多
個(gè)會(huì)話等情況；然后，結(jié)合了Dolev-Yao攻擊模型 ，設(shè)
計(jì)了協(xié)議認(rèn)證性攻擊算法，該算法包涵了上述所有的
分類；最后，通過對(duì)廣泛應(yīng)用的Woo—lam 協(xié)議 和
~TESLA協(xié)議¨ 進(jìn)行了測(cè)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(rèn)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(yàn)證的協(xié)
議描述模型，是Shu G提出的EFSM擴(kuò)展模型 的改
進(jìn)．SPG-EFSM擴(kuò)展描述了協(xié)議目標(biāo)集合，基于目標(biāo)集
合定義安全屬性，通過對(duì)比目標(biāo)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(yàn)證規(guī)
則由條件判斷函數(shù)來實(shí)現(xiàn)．認(rèn)證性是協(xié)議安全屬性的
重要部分，本文著重對(duì)認(rèn)證性安全屬性測(cè)試．
定義1、定義2給出了認(rèn)證目標(biāo)集、單向認(rèn)證和雙
向認(rèn)證的概念；SPG·EFSM模型的描述由定義3給出．
定義1 認(rèn)證集一表示為C，={一m I m ∈P}，一
m代表期望認(rèn)證參與者m身份標(biāo)識(shí)，P為參與者集合；
認(rèn)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(rèn)證自己身份標(biāo)識(shí)；參
與者n目標(biāo)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(rèn)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(dá)到了m認(rèn)證了n，記mz=~n．
(2)如果有(m n)n(n m)，則稱m與／z達(dá)到了
雙向認(rèn)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(biāo)集合G={g ln∈P}；
，l-一輸入集合，=， t．J G，其中， 是原有狀態(tài)機(jī)輸
入集合；
0——輸出集合0=0 uR，其中0 是原有狀態(tài)機(jī)
輸出集合；
( )參數(shù)構(gòu)成的有限集合，具有默認(rèn)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(rèn)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(biāo)集合用于協(xié)議的安全屬性需求，
這里重點(diǎn)考慮認(rèn)證性．協(xié)議認(rèn)證是通過一個(gè)轉(zhuǎn)移過程
t=(s，s ，i，0，P( ，仃(i))，a( ，7r(i)， (0)))來驗(yàn)證
的，s，s 分別是未認(rèn)證態(tài)、認(rèn)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(rèn)證關(guān)
系．當(dāng)P( ，7r( ))=0時(shí)，未通過認(rèn)證，0=Failed．a(chǎn)( ，
仃(i)，仃(O))表示對(duì)消息的處理過程，如對(duì)加密消息進(jìn)
行解密、取消息中的某個(gè)元素
為了確保測(cè)試有效地實(shí)施，協(xié)議測(cè)試要求狀態(tài)機(jī)
模型是確定的可達(dá)圖 ．定理1證明了SPG—EFSM模
型是一個(gè)確定的可達(dá)圖．
2790 電 子 學(xué) 報(bào) 2016焦
定理1 SPG．EFSM是確定性的FSM，并且是一個(gè)
可達(dá)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(dāng)∈S。時(shí)，如果i∈， ，條件判斷函數(shù)
predict( ，7r(i))=1時(shí)，那么j t E T使得狀態(tài)機(jī)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(gè)確定性的有限
狀態(tài)機(jī)FSM．
SPG-EFSM的可達(dá)性問題可以轉(zhuǎn)化為FSM 的可達(dá)
性問題．對(duì)于安全協(xié)議而言，其狀態(tài)Js是有限的，存儲(chǔ)的
變量 也是有限的，可以構(gòu)成具有有限結(jié)點(diǎn)和邊的有
向圖．假設(shè)協(xié)議的初始狀態(tài)，對(duì)于V∈S ，j seql={ilf2?i }使得達(dá)到
，并且]seq2={i'1i 2?i }使得
達(dá)到，其中seq。，seg 是由一系列的輸入i
組成的串，那么對(duì)V，，了seq3
= {i 川，? ，i ，i 一，i }使得達(dá)到．所以，協(xié)議中任意兩個(gè)狀態(tài)是可達(dá)的，即SPG．
EFSM是一個(gè)可達(dá)圖．
3 協(xié)議認(rèn)證攻擊算法
3．1 攻擊場(chǎng)景分類
為了有效地實(shí)施攻擊，本節(jié)對(duì)攻擊場(chǎng)景進(jìn)行了分
類．一方面，攻擊場(chǎng)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(qiáng)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(gè)參
與者、是否利用接收者預(yù)言機(jī)服務(wù)H 、是否擁有合法身
份的攻擊者等三個(gè)方面對(duì)攻擊場(chǎng)景進(jìn)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(jī)服務(wù)，Depend
= 1(Depend=0)為利用(不利用)接收者預(yù)言機(jī)服務(wù)；T
為認(rèn)證中心，T=1(T=0)為存在(不存在)認(rèn)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(jìn)行的一次攻擊，則
Attack可以分為以下八類：
①當(dāng)( 一CD，Depend，T)=(0，0，0)時(shí)，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(dāng)(L—CD，Depend， )=(0，0，1)時(shí)，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(dāng)(L—CD，Depend，T)=(1，0，0)時(shí)，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(dāng)(L—CD，Depend，T)=(1，0，1)時(shí)，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(dāng)(L—CD，Depend，T)=(0，1，0)時(shí)，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(dāng)(L—CD，Depend，T)=(0，1，1)時(shí)，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(dāng)(L—CD，Depend， )：(1，1，0)時(shí)，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(dāng)(L—CD，Depend，T)=(1，1，1)時(shí)，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(rèn)證性安全屬性測(cè)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(dòng)測(cè)試的思想，攻擊者M(jìn)alice可以任意截獲
和注入消息，攻擊者知識(shí)集合 隨攻擊過程的進(jìn)行而
增大．針對(duì)某一個(gè)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(jìn)行選
擇適合Attack．根據(jù)Attack來選取參與者的狀態(tài)機(jī) ．
例如，雙方認(rèn)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(jī)，當(dāng)實(shí)施Attackl時(shí)，參與者A1一
ice選擇M。，Malice選擇 ．當(dāng)涉及到多個(gè)session，參與
者Alice町能選擇多個(gè)狀態(tài)機(jī)，用M ，來表示參與者A1一
ice選擇第i個(gè)狀態(tài)機(jī)．算法通過狀態(tài)機(jī)的推斷，轉(zhuǎn)移過
程、消息的選擇，剔除了 合理的測(cè)試分支，提高了算法
的效率．
該攻擊算法分四個(gè)部分：
①選擇狀態(tài)機(jī)．先由協(xié)議規(guī)范{M --，M，，}確定適
當(dāng)?shù)腁ttack，冉根據(jù)Attack來確定用戶 的 ，、攻擊者
的M
②更新目標(biāo)集合。目標(biāo)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(jī)在協(xié)議中的角色來確定．
③具體攻擊．根據(jù)當(dāng)前各狀態(tài)機(jī)的狀態(tài)進(jìn)行有針
對(duì)性的Intercept或Inject．先根據(jù)當(dāng)前符狀態(tài)機(jī)來推斷截
獲或注入的狀態(tài)機(jī)集合 再根據(jù) ，，選擇進(jìn)行Inter—
cept或Inject．如果選擇Intercept，就從 中選取可以進(jìn)
行截取的 然后進(jìn)行Intercept，并更新M 和Malice的
狀態(tài)機(jī) 5， ．S．如果選擇Inject，就從 中選取可
以進(jìn)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(rèn)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(dāng)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(cè)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(jī)服務(wù)，是否存在認(rèn)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(biāo)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(jìn)行通信可表示為：g ={ 一 }，g =
{一 }；Malice以非法身份偽裝Alice與Bob進(jìn)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(gè)狀態(tài)機(jī)來表示參與者在不同session
中的角色．例如，當(dāng)Malice截獲到Alice發(fā)給Bob的消息
腳g時(shí)，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(jī)服務(wù)，這可表示為：g ={A一 (”曰”)，啟
一 (” ) ?g =；一B}，g ={一 ；當(dāng)Malice沒有利
用Bob預(yù)占機(jī)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(rèn)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(cè)試與結(jié)果分析
4．1 Woo-lam協(xié)議描述與測(cè)試
Woo—lain協(xié)議是經(jīng)典的認(rèn)證協(xié)議．在此協(xié)議中假定
Alice和Trent共享對(duì)稱密鑰KA ，Bob和Trent共享對(duì)稱
密鑰K ，協(xié)議的最終目標(biāo)是Alice向Bob證實(shí)自己的
身份．Woo—lam協(xié)議的主要交互過程請(qǐng)參見文獻(xiàn)[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M(jìn)alice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(gè)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(rèn)證狀態(tài)．
2792 電 子 學(xué) 報(bào) 2016焦
4．1．2 Woo-lain協(xié)議測(cè)試
Woo．1ain協(xié)議測(cè)試結(jié)果通過表1給出．攻擊者M(jìn)a1．
ice在協(xié)議中偽裝了Alice與Bob進(jìn)行會(huì)話，M~ice以合
機(jī)和合法身份會(huì)話的狀態(tài)機(jī)．由于存在兩次會(huì)話，所以
M~ice、Bob、Trent分別都存在著兩個(gè)狀態(tài)機(jī)．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(jìn)行會(huì)話，Malice維護(hù)偽裝Alice的狀態(tài) 典型攻擊n 中的平行會(huì)話攻擊
表1 檢測(cè)到w00．1arn協(xié)議的認(rèn)證錯(cuò)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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