第２７卷第１期
２０１０年１月
計算機應用與軟體
ｊａｎ．２０１０
３ｇ中安全增強的ａｋａ協議設計與分析
邊瑞昭劉曼華王惠芳馬自堂
（南京軍區司令部（周ｉｅｉ師範學院
江蘇南京２１００００）河南周ｅ１４６６００１）
河南鄭州４５０００４）
（解放軍資訊工程大學電子技術學院
摘要提出了３ｇ安全保密系統框架，設計了安全增強的認證與金鑰協商協議，並對其進行了基於ｓｖｏ邏輯的安全性分析。結
果表明，ｓｅ—ａｋａ協議在永久身份保密、雙向認證、不可否認性等方面的安全性都優於３ｇｐｐ—ａｋａ協議，使ｕｍｔｓ接入網路能夠抵抗
改向攻擊和主動攻擊。而且協議中消除了重同步機制，避免了序列號操作困難帶來的危害。這些安全功能滿足了３ｇ環境下特殊
部門高階別的安全需求。
關鍵詞３ｇ安全保密系統認證與金鑰協商協議協議設計形式化分析
（ｈｅａ曲
ａｂｓｔｒａｃｔ
機制、雙向身份認證、訪問控制、金鑰安全協商、資料完整性保護
０ 引言
３ｇ安全體制解決了３ｇ通訊中的一些安全問題，但３ｇ無線接入的協議在身份保
以及不可否認性等。根據３ｇ安全保密所需的安全服務以及３ｇ
安全邏輯結構…的指導，本文設計了３ｇ安全網路結構，如圖
１示。密、身份的雙向認證等方面仍存在缺陷並可能遭受相應的攻擊。３ｇ自身安全體制中的密碼演算法、產生金鑰的資料等敏感資訊都由移動運營商控制，在**機關、軍隊和銀行系統等需要較高階別安全服務的特殊領域，這種受制於人的安全機制是不被接受的。
因此，依託３ｇ網路，在特殊領域建設自主可控的３ｇ安全
：：鬻一蓐
圖１３ｇ安全保密系統框架
］ｊ保密系統，並設計執行其上的安全增強的認證與金鑰協商協議
在３ｇ現有網路裝置的基礎上，增加了訪問ａａａ伺服器
和歸屬ａａａ伺服器
是一項很有意義的工作。
ｓｅｒｖｅｒ），其中ａａａ指鑑別授權
１３ｇ安全保密系統框架
３ｇ安全保密系統的設計應在不改變原有３ｇ網路的前提下，提供符合特殊領域安全保密需求的安全服務，如：身份保密
和審計安全管理系統和密碼管理基礎設施為ｖａｓ與ｈａｓ等安全裝置的執行提供支撐平台。
收稿日期邊瑞昭，工程師，主研領域：網路安全與通訊保密，安全協議。
第１期邊瑞昭等：３ｇ中安全增強的ａｋａ協議設計與分析２６５
的認證與金鑰協商。分兩步進行：首先進行ｈａｓ與ｖａｓ之間
２ ｓｅ－ａｋａ協議設計
考慮到３ｇ網路的特性，認證與金鑰協商分以下四種情況：
基於公鑰的認證與金鑰協商，再進行ｈａｓ與ｓｅ—ｕｅ之間基於共享金鑰的認證與金鑰協商。
１）當ｓｅ－ｕｅ需要在訪問網路接受服務時，訪問網路首先請
１）漫遊時的完全認證與金鑰協商漫遊時的快速重認證與金鑰協商非漫遊時的完全認證與金鑰協商
求認證ｓｅ—ｕｅ的身份，請求訊息中應該包括ｖａｓ的身份資訊ｉｄ ，以便ｓｅ—ｕｅ能根據ｖａｓ的身份資訊申請其公鑰證書。
２）ｓｅ—ｕｅ收到認證請求後，生成一次性值ｎｏｎｃｅ 作為發給
４）非漫遊時的快速重認證與金鑰協商
ｈａｓ的挑戰，並計算保證ｒｅ—ａｋａ）。
這四種情況的認證與金鑰協商作為四個子協議分別設計。協議中用到的名詞縮寫解釋如下：
ｈｍａｃ ：基於加密函式的ｍａｃ。ｈｍａｃ與乙個共享密
鑰相結合，能夠與任何迭代加密雜湊函式一起應用，如ｍｄ５和ｓｈａ一１，以實現訊息完整性檢查。ｈｍａｃ的加密強度在於雜湊函式的屬性。最普通的ｈｍａｃ形式是
雜湊鏈：由ｌａｍｐｏｒｔ在１９８１年提出的一次性口令／雜湊鏈技術。
的永久身份標識，只有它本身和其歸屬網
絡ｈｌｒ與ｈａｓ知道。
所在的訪問網路為其配發的臨時身份標識。ｓ：隨機種子，在作為雜湊鏈不可否認性的種子。
ａｉｄ：匿名ｉｄ。
ｋ：秘密金鑰，由ｕｅ和ｈａｓ共享。
和ｖａｓ的身份標識。
ｉｓ：服務網路的身份種子，有爭議時作為證據和ｖａｓ的私鑰和ｖａｓ的公鑰。ｎｒ，
ｒｈ：隨機數，作為ｖａｓ和ｈａｓ的挑戰。
ｎｏｎｃｅ
．．，ｎｏｎｃｅ一次性隨機數，作為ｓｅ—ｕｅ與ｈａｓ相互
認證的挑戰值。
單向函式ｈ的第ｉ次合成。ｐｒｆ （）：以ｋ為金鑰的偽隨機函式。ｓｅｋ：臨時會話金鑰。
協議協議流程如圖２所示。
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■卜鞋ⅱ簦井解引
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圖協議流程
當安全移動終端漫遊到別的服務網路，首次開機入網或者
用於快速重認證與金鑰協商的雜湊鏈用完時，需要執行議，該協議的目的是要實現ｓｅ—ｕｅ與ｖａｓ之間
ａｉｄ的新鮮性，把ｉｍｓｉ和ｎｏｎｃｅ 一起用ｓｅ—ｕｅ自己的私鑰簽名並用ｈａｓ的公鑰加密。
３）把ｉｄ 用ｓｅ—ｕｅ的私鑰簽名並用ｖａｓ的公鑰加密得
｛［ｉｄ ］｝，與ａｉｄ一起傳送給ｖｌｒ。
４）ｖｌｒ把響應訊息｛［ｉｄ ］｝和ａｉｄ**給ｖａｓ。５）ｖａｓ把｛［ｉｄ ］。｝用自己的私鑰解密並用ｓｅ—ｕｅ的
公鑰驗證簽名，得到ｉｄ ，此時ｖａｓ才知道ｓｅ—ｕｅ的歸屬網路的身份資訊。然後生成ｒｖ作為ｖａｓ與ｈａｓ相互認證的挑戰。
６）ｖａｓ把ｒｖ和ｉｄ 、ｉｄ 自己的私鑰簽名並用ｈａｓ的公鑰加密得與ａｉｄ一起傳送給ｈａｓ，訊息中包含ｉｄ 是為了證明ｖａｓ確實收到了ｓｅ—ｕｅ的請求認證身份的訊息，說明ｖａｓ確實是ｓｅ—ｕｅ所在的合法訪問網路而非冒充。
７）ｈａｓ收到訊息後，先用自己的私鑰解密並用ｕｅ—ｓｅ的公鑰驗證ａｉｄ，得到ｉｍｓｉ和ｎｏｎｃｅ再用ｈａｓ的私鑰解密並用ｖａｓ的公鑰驗證簽名後，得到ｎｒ和ｉｄ 。
８）ｈａｓ把ｉｍｓｉ傳送給ｈｌｒ以驗證其是否合法。
９）ｈｌｒ驗證ｉｍｓｉ，如果不合法則終止認證請求，如果合法就返回認證請求成功訊息給ｈａｓ，但此時歸屬網路還不能認證ｓｅ—ｕｅ，因為歸屬網路並不知道ｉｍｓｉ是否被攻擊者截獲並冒充
真正的ｓｅ—ｕｅ。
１０）收到認證請求成功訊息後，ｈａｓ生成ｒｈ和ｎｏｎｃｅ，分
別作為與ｖａｓ和ｓｅ—ｕｅ相互認證的挑戰。
１１）ｈａｓ把ｒｖ、ｒｈ和ｉｄ 用自己的私鑰簽名並用ｖａｓ的公鑰加密得並傳送給ｖａｓ，訊息中包含ｉｄ 是為了證明ｈａｓ確實收到了ｖａｓ的訊息，說明該訊息確實
是由ｈａｓ發出的。
１２）ｖａｓ收到後，即用自己的私鑰解密，然後再用ｈａｓ的公鑰驗證其簽名，得到ｒｖ、ｒｈ和ｉｄ ，把收
到的ｒｖ與它在第５）步生成的ｎｒ相比較，若相等，即認證了ｈａｓ，也就認證了歸屬網路，並計算ｋｈ＝ｒｈ①ｒｖ作為與ｈａｓ的
會話金鑰。
１３）ｖａｓ把ｒｈ和ｉｄ 用自己的私鑰簽名再用ｈａｓ的公鑰加
密得將其傳送給ｈａｓ。
１４）ｈａｓ收到後，用自己的私鑰解密，再用ｖａｓ的公鑰驗證簽名得到ｒｈ和ｉｄ ，與它在第１１）步中
傳送的ｒｈ相比較，若相等，則認證了ｖａｓ，並計算ｋ ＝ｒｈ①ｒｖ作為與ｖａｓ的會話金鑰。
至此，ｈａｓ與ｖａｓ已經完成了相互認證並協商了會話金鑰，下面要完成的是ｈａｓ與ｓｅ—ｕｅ的相互認證，以及ｓｅ—ｕｅ與ｖａｓ和ｈａｓ的金鑰協商。
１５）ｈａｓ已在第７）步中收到了ｎｏｎｃｅ 並在第１０）步中生
成了ｎｏｎｃｅｈ，把和ｉｄ 用ｈａｓ的私鑰簽名並用ｓｅ．ｕｅ
的公鑰加密得傳送給ｖａｓ。
１６）ｖａｓ將**給ｖｌｒ。
１７）ｖｌｒ將**給ｓｅ—ｕｅ。
計算機應用與軟體
１８）ｓｅ—ｕｅ將用其私鑰解密並用ｈａｓ的公鑰驗證的簽名，得到ｎｏｎｃｅ、ｉｄ 和ｉｄ ，接著計算雜湊鏈和其中ｈ是單向雜湊函式，ｉ是雜湊次數，ｓ是隨機種子，用於出現爭議時不可否認的證據。然後計算認證令牌
ａｈｃ：ｆｉ
２０１０血
密金鑰協議
使用者在歸屬網路第一次入網接受服務時，需要執行協議，此協議的流程與協議
中ｓｅ—ｕｅ與ｈａｓ的認證流程相似，不同的是此協議中沒有訪問
其中ｋ是ｓｅ—ｕｅ與ｈａｓ的共享金鑰。
１９）ｓｅ—ｕｅ把ａｈｃ 、ａｈｃｉ和ａｕｔｈ **給把ａｈｃ 、ａｈｃ：和ａｕｔｈ **給把ａｈｃ 、ａｈｃｉ和ａｕｔｈ，**給ｈａｓ。
ｈａｓ用ｋ和計算ａｕｔｈ】，如果和收到的相等，則ｈａｓ就認證了ｓｅ—ｕｅ；ｈａｓ儲存ａｈｃ 以進行
下一步的快速重新認證；ｈａｓ計算接著計算臨時會話金鑰ｓｅｋ＝ｐｒｆ
（ａｕｔｈ：）和身份種子
２２）ｈａｓ把和ｉｓ傳送給儲存ａｈｃ 以進行下一步的快速重認證，解密
｛ｓｅｋ｝，把ｓｅｋ作為臨時會話金鑰儲存，並計算作為與ｓｅ—ｕｅ通訊的加密金鑰，然後為ｓｅ－ｕｅ生成ｔｍｓｉ作為下次快速重認證時的臨時使用者身份標識（ｔｅｍｐｏｒａ￣
２４）ｖａｓ把ａｕｔｈ２、ｉｓ和ｔｍｓｉ**給ｖｌｒ。
２５）ｖｌｒ把ａｕｔｈ，、ｉｓ和ｔｍｓｉ**給ｓｅ—ｕｅ。
２６）ｓｅ—ｕｅ用共享金鑰ｋ和計算ａｕｔｈ ，若與收到的相等，就認證了ｈａｓ，接著用ｈａｓ的公鑰從ｉｓ中提取出ａｈｃ 和ａｈｃｉ，若與原始值相等，則儲存ｉｓ，然後計算獲取會話金鑰，並計算ｋ ：ｐｒｆｓｅｋ
（ａｕｔｈ ）作為與ｖａｓ通訊的加密金鑰，最後儲存ｔｍｓｉ作為下次快速重認證時的臨時身份。
至此，５ｅ—ｕｅ與ｖａｓ完成了相互認證，並成功協商了加密金鑰
協議使用者漫遊到訪問網路，已經執行過協議，再次需要網路服務時，需要執行協議。具體流程如圖３所示。
ｓｅ．ｕｅ
ｓｎ／ｖｆｒ
ｓｎ／ｖａｓ
圖協議流程
在協議中，ｓｅ—ｕｅ用ｔｍｓｉ生成ａｉｄ作為對訪問網路認證請求的回應。ｓｅ—ｕｅ向訪問網路傳送
ａｈｃ ，由於ｈ是單向函式，任何人不能夠通過前次認證時
ｖａｓ儲存的ａｈｃ；…逆向計算出ａｈｃ ，因此ｖａｓ可以通過計算認證ｓｅ—ｕｅ，並且可作為ｓｅ—ｕｅ不可否認的證據。ｖａｓ用生成認證令牌收到後
用ｓｅｋ檢驗它，並據此認證訪問網路。若認證成功，即協商加
網路的參與。
ｓｆ．１
ｈｅｍ１ｒ
ｈｆ九｛ａｓ
圖協議流程
協議該協議與協議相似，不同的是，與ｓｅ—ｕｅ相互認證的主體是歸屬網路中ｈａｓ，而沒有訪問網路的參與。
ｓｅ．ｉｊｅ
ｈｅ／ｈｉｒ
ｈｅ，ｈａｓ
圖協議流程
３對ｓｅ—ａｋａ協議的分析
協議是四個子協議中最複雜的乙個，本文
只分析此協議，其它子協議的分析可以類似得到協議包含了兩個過程：ｖａｓ與ｈａｓ的認證與金鑰協商、ｓｅ—
ｕｅ與ｈａｓ的認證與金鑰協商。下面分別進行基於ｓｖｏ邏輯的分析。
３．１對ｖａｓ與ｈａｓ相互認證與金鑰協商的分析
協議中，完成ｖａｓ與ｈａｓ相互認證的是以下步驟（省略訊息中與認證無關的內容）：
步驟步驟步驟
第１期邊瑞昭等：３ｇ中安全增強的ａｋａ協議設計與分析
２６７首先，給出協議中關於主體ｖａｓ的初始假設集合如下（主體ｈａｓ的初始假設集合可以類似得到）：
塑ｈａｓ
ｐｖａｓｉ一＃（ｒｖ，ｒｈ）
ｐ６ｖａｓｉｇ
一３ｈａｓｉｈａｓ
上述假設反映了主體ｖａｓ的初始信念接收訊息（ｐ ）、理解訊息（ｐ ）和解釋訊息（ｐ ）下面開始分析
ｖａｓ與ｈａｓ的相互認證和金鑰協商協議。以下的每次推理幾
乎都要用到ａ ＋ｍｐ規則，故不再一一指出。
由初始信念ｐ 和接收訊息ｐ ，應用｝肖息接收公理ａ ，
可得：由初始信念ｐ 、理解訊息ｐ 和①，應用****公理ａ
及ｎｅｃ規則，可得：
②由②和訊息傳送公理ａ 應用ｎｅｃ規則，可得：③ｖａｓｌ一由①和訊息接收公理ａ ，可得：（
ｖａｓ司
由④和訊息擁有公理ａ 可得：⑤ｖａｓ司（ｒｖ，ｒｈ）由⑤和訊息擁有公理ａ 可得
由初始信念ｐ 和③、⑥，可得：
⑦由②和③，應用ｎｅｃ規則及解釋訊息ｐ ，可得：⑧
—一ｖａｓ
⑩由⑩和ｐ４，應用臨時值驗證公理ａ 可得
由⑦和⑩，及ａ——
＿。—一ｂ的定義，可得：
⑩——一ｈａｓ
另由ｐ４和訊息新鮮性公理ａ 可得：
⑩ｖａｓ『；＃ｋｈ
⑧、⑧、⑩和⑨構成了主體ｖａｓ的最終信念集合。同樣，對ｈａｓ進行類似的分析，可得到該子協議的最終分析結果：
ｖａｓ ｌｉｖａｓ一一—二—一
ｈａｓｖａｓ１ｉ＃ｋｈ
＿ｌ——一盤二—
ｈａｓｈａｓｉｉ＃ｋｈ
這一結論表明，該子協議執行完成後，ｖａｓ和ｈａｓ雙方都
認為ｋ 是適合於與對方通訊的確認共享金鑰；而且他們都相信對方也相信ｋ 是與它通訊的確認共享金鑰；該金鑰是新鮮的，而且對方也相信金鑰是新鮮的。也就是說，該子協議完成了
明確的金鑰認證，達到了認證目標。
３．２對ｓｅ－ｕｅ與ｈａｓ相互認證與金鑰協商的分析
把ｓｅ—ｕｅ與ｈａｓ相互認證的過程中的無關資訊和**過程省略，簡化為：
首先，給出協議中關於主體ｓｅ—ｕｅ的初始假設集合如下（主體ｈａｓ的初始假設集合可以類似得到）：
ｐｌｓｅ—ｕｅｉｐ一
ｈａｓｐ
ｓｅ—ｕｅｉｉ
ｈａｓｉｈａｓ墜ｓｅ—
ｕｅ八一＃（ｓｅｋ）
上述假設反映了主體ｓｅ—ｕｅ的初始信念接收訊息（ｐ ，ｐ ）、理解訊息（ｐ ，ｐ ）和解釋訊息（ｐ。）。下面開
始分析ｓｅ—ｕｅ與ｈａｓ的相互認證和金鑰協商協議。以下的每次推理幾乎都要用到ａ。＋ｍｐ規則，故不再一一指出。
由初始信念ｐ，和訊息擁有公理ａ 可得：①
由②、初始接收訊息ｐ 和訊息接收公理ａ ，可得：
③由③、訊息接收公理ａ 和訊息擁有公理ａ 應用ｎｅｃ規
則，可得：
由①和④，ｓｅ—ｕｅ可以計算並與接收到的ａｕｔｈ：相比較，如果不相等說明有錯誤，中止協議執行，如果相等，則ｓｅ—ｕｅ計算並由理解訊息ｐ ，可得：
由接收訊息ｐ 、接收公理ａ，和初始信念ｐ：，可得
⑥由⑥和解釋訊息ｐ ，可得：
ｈａｓ１一（ｈａｓ３ｓｅｋ）
計算機應用與軟體
⑨２０１０血
ｓｅ—ｕｅ計算並由初始信念ｐ ，可得
由⑧和⑩，應用臨時值驗證公理ａ ，可得
由⑤和⑩，並由ａ——ｂ的定義，可得：
另由接收訊息 ，可得：
由⑩和初始信念ｐ１及理解訊息ｐ ，可得：⑩ｈａｓｉ一由訊息傳送公理ａ 可得：
⑩⑤、⑨、⑩、⑥和⑩並應用ｎｅｃ規則，得到ｓｅ—ｕｅ的最終信念集合。同樣，對ｈａｓ進行類似的分析，可以得到該協議的最終分析結果：
ｓｅ—ｕｅ
ｓｅ—ｕｅ業
ｕｅｓｅ—ｕｅｆ＝群以及
ｈａｓｉｈａｓ坐！
ｓｅ—ｕｅｈａｓ
這一結果表明，協議執行成功之後，ｓｅ—ｕｅ和ｈａｓ都相信
ｓｅｋ是適合他們雙方通訊的確認共享會話金鑰；該金鑰是新鮮
的；對方也相信該金鑰是新鮮的。而且ｓｅ—ｕｅ和ｈａｓ都相信對方是適合他們雙方通訊的非確認共享會話金鑰。雙方可以通過計算作為與對方通訊的加密金鑰。
這就是說，協議完成了明確的金鑰認證，達到了理想的金鑰交換
目標。表明，ｓｅ—ｕｅ相信ｈａｓ已經收到過ａｈｃ 和ａｈｃ 。由於和ａｈｃ＇＝
中，ｓ是ｓｅ—ｕｅ生成的種子，並將其提交給可信第三方１丫只有ｓｅ—ｕｅ擁有ｓ，除ｓｅ—ｕｅ外其它實體或攻擊者都不能夠計算出ａｈｃ 和ａｈｃ 。因此，當出現糾紛時，ｈａｓ可將ａｈｃ 和ａｈｃ 提交給１ｔｒｐ，作為ｓｅ—ｕｅ不可否認的證據。ｉｓ是由ｈａｓ私鑰簽名的，ｓｅ—ｕｅ接收後儲存，當出現糾紛時，ｓｅ—ｕｅ可將以及ａｈｃ 和ａｈｃｉ提交給１ｒｒｐ，以驗證ｈａｓ確實傳送過ｉｓ，使ｈａｓ不能否認其所提供過的服務。
４結束語
本文提出了３ｇ安全保密系統框架，設計了ｓｅ—ａｋａ協議，
並對其進行了安全性分析。該協議能夠滿足移動終端身份保
密、金鑰的安全協商、身份的雙向認證和不可否認性等安全性需求。對特殊使用者在３ｇ網路環境下建立自主可控的安全保密系統具有指導意義。
參考文獻
［７］卿斯漢．安全協議［ｍ］．北京：清華大學出版社，２００５．
（上接第２１７頁）
按照控制曲線掃瞄，圖８（ｄ）為建模結果。
（ａ）輪廓
（ｂ）圖形規整結果
（ｃ）控制曲線
（ｄ）三維模型
圖８管道建模過程
４ 總結展望
本文研究提出了一種基於手繪草圖的三維建模方法，將使用者介面分為手勢區、輪廓區、控制區、資訊提示區。根據手勢區
輸入的手勢以及控制區輸入的控制資訊，對輪廓區輸入的二維
資訊構建三維模型。使用模板匹配的方法對手勢輸入進行識別，使用容差環的方法對輪廓進行識別，根據生成資料的特點，構建物體的表面網格，最終輸出三角麵片對物體進行建模。設計了乙個獨立的顯示模組用於顯示獲得的三維模型。
實驗證明採用該方法能夠快速識別使用者輸入手勢，以及輸入的物體輪廓，高效地建立物體表面三維模型，能夠快速捕捉使用者設計意圖
參考文獻
［１］陳洪武，黃克正，王燕濤，等．計算機輔助概念設計的產品模型技術
研究［ｊｊ．煤礦機械
［４］田豐，牟書，戴國忠，等環境下筆式互動正規化的研究
［ｊ］．計算機學報
微控制器在3G基站控制中的應用
摘要 在3g基站控制板設計中，採用微控制器at89s8252完成了對其他單板資訊的採集 網路配置 裝置執行監控以及與主cpu通訊等功能，說明了低檔器件在高檔裝置中同樣具有應用價值。關鍵詞 3g wcdma 基站控制板微控制器 rs485 spi 第三代移動通訊 3g 是乙個複雜而龐大的系統，其採用的...
MBMS引導豐富多彩的3G生活
中興通訊td mbms端到端解決方案 黎雲華 中興通訊 隨著3g移動通訊技術及internet技術的迅速發展，人們對於音訊 影象 移動電視等多 業務的需求日益強烈，以手機電視為代表的移動多 廣播業務的商業運營模式已經逐步成熟。在美國 南韓 日本 西歐，手機電視業務的發展勢頭迅猛。據市場研究企業yan...
關於優惠辦理聯通3G手機業務的通知
各單位 為方便廣大員工通訊聯絡，減少話費支出，經過我們與大連聯通公司溝通 協調，由其為集團公司員工提供一套綜合vpn業務，具體內容如下 從即日起至10月20日，凡是辦理聯通公司3g手機入網的員工，手機之間 含省內通訊 拔打 手機撥打集團公司固定 指五大基地及華銳大廈固定 免3000分鐘 月。全國漫遊...