1 Kerberos協(xié)議
1.1 Kerberos協(xié)議原理描述
　　在Kerberos協(xié)議中,，AS為認(rèn)證服務(wù)器,，可在用戶登錄時(shí)確認(rèn)用戶身份。AS與密鑰分配中心KDC類似,，它與每個(gè)用戶共享一個(gè)密鑰,。TGS為票據(jù)分配服務(wù)器，為用戶之間的通信分配票據(jù),，使應(yīng)用服務(wù)器相信TGS持有者的身份真實(shí)性,。Kerberos協(xié)議具體實(shí)現(xiàn)過(guò)程如圖1所示。從圖1可知,，用戶C要訪問(wèn)目標(biāo)服務(wù)器S,，需要進(jìn)行六次協(xié)議交換，即：
　　(1)C->AS：C,，TGS,，Addr，TS1,。
　　(2)AS->C：{Kc,，tgs}Kc，TGT,，TGT：{TGS,，C，Addr,，TS2,，Lifetime2，Kc,，tgs}Ktgs,。
　　(3)C->TGS：S，TGT,，Authenticator1,；Authenticator1：{C，Addr,，TS3}Kc,，tgs。
　　(4)TGS->C：{Kc,，s}Kc,，tgs，Ts,；Ts：{S,，C,，Addr，TS4,，Lifetime4,，Kc，s}Ks,。
　　(5)C->S：S,，Ts Authenticator2；Authenticator2：{C,，Addr,，TS5}Kc，s,。
　　(6)S->C：{TS5+1}Kc，s,。
1.2 新Kerberos協(xié)議規(guī)范
　　Kerberos協(xié)議本身并不是無(wú)限安全的,，而且也不能自動(dòng)提供安全，它是建立在一些假設(shè)之上的^[3],，即只有在滿足如下假定的環(huán)境中它才能正常運(yùn)行：①不存在拒絕服務(wù)攻擊,；主體必須保證他們的私鑰安全；②Kerberos無(wú)法應(yīng)付口令猜測(cè)攻擊,；③網(wǎng)絡(luò)上每個(gè)主機(jī)的時(shí)鐘必須是松散同步^[4]的,。ITEF改進(jìn)了Kerberos協(xié)議規(guī)范（稱為新規(guī)范）并且取代了原來(lái)的Kerberos協(xié)議規(guī)范（稱為舊規(guī)范），新規(guī)范詳細(xì)闡明了很多在舊規(guī)范上沒(méi)有清楚描述的條款,，增加了一些推薦性的執(zhí)行選項(xiàng)和一些新操作,。其主要改進(jìn)有如下幾方面：
　　(1)為了與當(dāng)前應(yīng)用相適應(yīng)，新規(guī)范采用了新的加密和校驗(yàn)方法^[5][6],，這是最主要的改進(jìn),。同時(shí)刪除了一些已不夠強(qiáng)壯的方法，如DES和MD5,，而采用AES,。表1為DES與AES(Rijndael)加密算法的性能比較。針對(duì)密鑰的生成,，在新規(guī)范中,，用戶模式下私鑰“可能”來(lái)自用戶的口令，因?yàn)橛脩裘荑€可能存儲(chǔ)在智能卡上,，或者可以直接獲得而與口令無(wú)關(guān),，而以前用戶私鑰僅通過(guò)用戶輸入口令生成。

　　(2)新規(guī)范依賴KDC檢查傳輸域,，并將檢查標(biāo)志包含在票據(jù)內(nèi),，以表明該檢查已經(jīng)執(zhí)行,。目前Kerberos的執(zhí)行即使忽略域標(biāo)志或者不設(shè)置域標(biāo)志也不存在安全隱患。新規(guī)范增強(qiáng)了解析主機(jī)名的能力,，當(dāng)Kerberos為一個(gè)命名主體提供認(rèn)證時(shí),，能夠確保它所認(rèn)證的主體名字是完整的，并且就是它所期望通信的對(duì)象,。
　　(3)新規(guī)范首次在參考文獻(xiàn)中提出應(yīng)用公開(kāi)密鑰算法對(duì)認(rèn)證進(jìn)行初始化,。
　　(4)新規(guī)范增強(qiáng)了Kerberos的擴(kuò)展性及兼容性。
1.3 新Kerberos協(xié)議的局限性
　　新規(guī)范雖然彌補(bǔ)了舊規(guī)范的許多環(huán)境缺陷和技術(shù)缺陷,，但由于歷史原因,，它還是存在許多局限性。作為一個(gè)認(rèn)證服務(wù),，Kerberos在網(wǎng)絡(luò)上為主機(jī)身份的驗(yàn)證提供了一種方法,，但Kerberos本身并不提供認(rèn)證。如應(yīng)用程序不應(yīng)該接受Kerberos 服務(wù)器上所發(fā)布的服務(wù)票據(jù)作為授權(quán)票據(jù),，因?yàn)樵谶@種情況下可能會(huì)使應(yīng)用程序在其他密鑰分發(fā)系統(tǒng)內(nèi)部變得十分脆弱,。
　　(1)密鑰管理" title="密鑰管理">密鑰管理和維護(hù)問(wèn)題。新Kerberos防止口令猜測(cè)攻擊的能力還很弱,，每一個(gè)主體必須對(duì)自身的密鑰保密,。如果密鑰被某個(gè)入侵者獲得，就會(huì)偽裝成該主機(jī)或者其他關(guān)聯(lián)主機(jī)的服務(wù)器,。
　　(2)對(duì)時(shí)間同步性要求很高,。在整個(gè)認(rèn)證過(guò)程中都要通過(guò)時(shí)間戳的比較，才能判明合法身份,。這就要求對(duì)整個(gè)網(wǎng)絡(luò)內(nèi)的時(shí)鐘實(shí)現(xiàn)準(zhǔn)同步,。這對(duì)于一個(gè)擁有不同類型終端的分布式網(wǎng)絡(luò)來(lái)說(shuō)是很難實(shí)現(xiàn)的。
　　(3)主機(jī)標(biāo)識(shí)符在一段時(shí)間內(nèi)禁止重復(fù)使用,。訪問(wèn)控制的一個(gè)典型模式使用訪問(wèn)控制列表（ACL）向特定主機(jī)授權(quán)許可,。如果過(guò)時(shí)的入口仍然保存著已經(jīng)被刪除的主機(jī)，而該主機(jī)標(biāo)識(shí)符是新的,，則該新的主機(jī)會(huì)繼承舊的記錄在ACL入口的權(quán)限,。即當(dāng)不再重新使用主機(jī)標(biāo)識(shí)符時(shí)，無(wú)意的接入威脅即可避免,。
2 Kerberos協(xié)議的改進(jìn)方案
2.1 基于對(duì)稱密碼體制的Kerberos協(xié)議的改進(jìn)
　　參考文獻(xiàn)^[7]和^[8]中提出了利用公開(kāi)密鑰加密進(jìn)行對(duì)稱加密密鑰分配的方法,。該方法是在通信雙方通過(guò)公開(kāi)密鑰證書(shū)得到對(duì)方的公開(kāi)密鑰的基礎(chǔ)上實(shí)現(xiàn)的。
2.2 基于ECC＋AES的數(shù)據(jù)傳輸加密的Kerberos改進(jìn)方案
　　在Kerberos認(rèn)證協(xié)議中,，全都采用公開(kāi)密鑰密碼體制傳送機(jī)密信息是不夠安全的,。在傳送機(jī)密信息的Client/Server雙方，如果使用某個(gè)對(duì)稱密鑰密碼體制并同時(shí)使用不對(duì)稱密鑰密碼體制傳送對(duì)稱密鑰密碼體制的密鑰，就可以綜合發(fā)揮兩種密碼體制的優(yōu)點(diǎn),，即對(duì)稱密鑰密碼體制的高速性,、簡(jiǎn)便性和不對(duì)稱密鑰密碼體制的密鑰管理的方便性、安全性,。AES算法與RSA算法,、ECC算法的特點(diǎn)比較如表2所示。

　　由于AES和RSA,、ECC各具所長(zhǎng),，而ECC與RSA在相同安全強(qiáng)度下具有更快的速度和更低的存儲(chǔ)要求，更符合高實(shí)時(shí)性工業(yè)控制網(wǎng)絡(luò)的要求,。綜合AES和ECC的優(yōu)點(diǎn),，得到一種新的加密方案，其基本原理為：數(shù)據(jù)在Kerberos Client/Server雙方通信之前,，發(fā)送方隨機(jī)生成一個(gè)加密密鑰,，用AES算法對(duì)需傳送的數(shù)據(jù)加密。然后再用ECC算法對(duì)該密鑰進(jìn)行加密并實(shí)現(xiàn)數(shù)字簽名,。這樣接收方在接收到該密文和被加了密的密鑰后,，同樣用ECC解密出此隨機(jī)密鑰，再用此隨機(jī)密鑰對(duì)密文解密,。這樣的加密方案既有AES算法的快捷特點(diǎn),，又有ECC算法的保密性和方便性特點(diǎn),。
2.3 具體改進(jìn)方案
　　改進(jìn)后的Kerberos認(rèn)證過(guò)程如圖2所示,。

　　改進(jìn)后的Kerberos認(rèn)證過(guò)程如下：
　　(1)C->AS：C，TGS,，Pc,。
　　(2)AS->C：Cc，Ctgs,；Cc：{C,，Pc，T1}P-1ca,；Ctgs：{TGS,，Ptgs，T2}P-1ca,。
　　(3)C->TGS：TGS,，{Kr，Cc,，Authenticator,，T3}Ptgs；Authenticator：{C,，TGS,，Ptgs,，Kr，T3}P-1c,。
　　(4)TGS->C：TGT,，{C，TGS,，Kc,，tgs，T4}Kr,；TGT：{TGS,，C，Addr,，T5,，Lifetime5，Kc,，tgs}Ptgs,。
　　(5)C->TGS：S，TGT,，Authenticator1,；Authenticator1：{C，Addr,，TS3}Kc,，tgs。
　　(6)TGS->C：{Kc,，s}Kc,，tgs，Ts,；Ts：{S,，C，Addr,，TS4,，Lifetime4，Kc,，s}Ks,。
　　(7)C->S：S，Ts,，Authenticator2,；Authenticator2；{C，Addr,，TS5}Kc,，s。
　　(8)S->C：{TS5+1}Kc,，s,。
　　以上描述中，關(guān)鍵是對(duì)1.1節(jié)中的描述步驟（1）和（2）的改進(jìn),，修改后變成現(xiàn)在的(1)～(4)步,；而步驟(5)～(8)與1.1節(jié)中的步驟(3)～(6)一樣。這里主要對(duì)前四步進(jìn)行說(shuō)明：
　　(1)用戶發(fā)送自己的公鑰,、用戶名和TGS服務(wù)器名向CA請(qǐng)求自己和TGS的公鑰證書(shū),。
　　(2)CA檢查用戶身份合法后用自己的私鑰為用戶和TGS簽發(fā)公鑰證書(shū)，證書(shū)中包含有用戶,、TGS的信息以及證書(shū)的簽發(fā)時(shí)間,。
　　(3)用戶收到公鑰證書(shū)后，用已由安全通道得到的CA的公鑰解密,，得到TGS的公鑰,。然后用TGS的公鑰加密報(bào)文向TGS發(fā)送，請(qǐng)求驗(yàn)證身份,，請(qǐng)求報(bào)文包括用戶公鑰證書(shū),、隨機(jī)產(chǎn)生的一次性會(huì)話密鑰Kr、時(shí)間截和證書(shū),。時(shí)間T3是該報(bào)文的產(chǎn)生時(shí)間,，TGS在收到該報(bào)文后，計(jì)算T3和收到報(bào)文時(shí)間的差值,，如果相差太大則拒絕接受該請(qǐng)求報(bào)文,，這樣做可以防止重放攻擊,。Kr用于TGS對(duì)應(yīng)答報(bào)文進(jìn)行加密,。證書(shū)用于驗(yàn)證用戶的身份。TGS收到用戶的請(qǐng)求報(bào)文后,，首先用自己的私鑰解密,，得到用戶公鑰證書(shū)、一次性會(huì)話密鑰Kr和證書(shū),。然后TGS用證書(shū)中的用戶公鑰對(duì)證書(shū)進(jìn)行解密,，用得到的信息驗(yàn)證用戶身份。
　　(4)TGS通過(guò)對(duì)用戶的身份驗(yàn)證后,，產(chǎn)生應(yīng)答報(bào)文,。應(yīng)答報(bào)文包括兩部分，一部分是訪問(wèn)TGS用的票據(jù)TGT，TGT與傳統(tǒng)Kerberos協(xié)議中的TGT完全相同,；另一部分是加密數(shù)據(jù),，包含用戶名、TGS服務(wù)器名,、用戶與TGS共享的會(huì)話密鑰以及認(rèn)證時(shí)間,，這些數(shù)據(jù)用一次性會(huì)話密鑰加密，用戶收到后,，就得到訪問(wèn)TGS的票據(jù)TGT,。用Kr對(duì)加密的數(shù)據(jù)解密后，就得到與TGS會(huì)話的密鑰Kc,、tgs,，這樣用戶就可以用TGT、Kc和tgs向TGS發(fā)送傳統(tǒng)的TGS請(qǐng)求,。
　　改進(jìn)后的Kerberos身份驗(yàn)證系統(tǒng)的安全性得到了極大提高,，如表3所示。