摘  要： 利用有色Petri網(wǎng)建模工具CPN tools中的查詢函數(shù)對(duì)安全屬性進(jìn)行描述,，搭建一個(gè)能夠覆蓋大部分安全性質(zhì)的CPN查詢函數(shù)庫,，提出一種基于CPN的通用和規(guī)范的安全協(xié)議形式化分析語言，該語言可以像用面向?qū)ο缶幊陶Z言編程一樣對(duì)安全協(xié)議進(jìn)行建模。
關(guān)鍵詞： 有色Petri網(wǎng),；安全協(xié)議,；形式化分析；面向?qū)ο缶幊陶Z言

　如何在一個(gè)無法確定的操作環(huán)境下,，保證計(jì)算機(jī)間傳送信息的安全性,，從而確保通信雙方主體之間的“信任”以及通信數(shù)據(jù)的秘密和完整，其中安全協(xié)議對(duì)保障網(wǎng)絡(luò)安全起到至關(guān)重要的作用,。但一些著名的協(xié)議在使用了相當(dāng)長(zhǎng)的時(shí)間后,，相繼被發(fā)現(xiàn)存在有若干安全漏洞。由于安全協(xié)議的運(yùn)行是處于某種不安全的環(huán)境中,，很難用人工識(shí)別的方法來分析其安全性,，必須借助形式化的分析方法或工具來完成。
　關(guān)于安全協(xié)議的形式化分析,，國(guó)內(nèi)外學(xué)者基于不同的模型進(jìn)行了不少有益的研究,。如Yasinsac提出的通用安全協(xié)議分析語言CPAL[1]、Millen開發(fā)的通用認(rèn)證協(xié)議說明語言CAPSL[2],、李夢(mèng)君等人用擴(kuò)展Horn邏輯模型對(duì)安全協(xié)議進(jìn)行分析和驗(yàn)證方法[3],、懷進(jìn)鵬等人用代數(shù)模型來研究協(xié)議的安全性[4],、WE等人基于有色Petri網(wǎng)CPN(Coloured Petri Net)提出一種集成的安全協(xié)議分析模型[5],。
　現(xiàn)有的方法大多針對(duì)個(gè)別協(xié)議進(jìn)行分析，很少能夠通用于大部分的安全協(xié)議,，并且大部分的方法還停留在理論上,，缺少自動(dòng)分析的工具[6]。
　本文利用CPN tools建模語言(CPN ML)中的查詢函數(shù)對(duì)安全屬性進(jìn)行描述,，然后對(duì)CPN tools工具在規(guī)范協(xié)議描述,、簡(jiǎn)化協(xié)議建模、自動(dòng)檢測(cè)進(jìn)行擴(kuò)展三方面,，搭建一個(gè)能夠覆蓋大部分安全性質(zhì)的CPN查詢函數(shù)庫,，提出一種基于CPN的通用和規(guī)范的安全協(xié)議形式化分析語言，該語言可以像用面向?qū)ο缶幊陶Z言編程一樣對(duì)安全協(xié)議進(jìn)行建模,。
1 基于CPN的安全協(xié)議
1.1 有色Petri網(wǎng)(CPN)理論研究
　Petri網(wǎng)是一種可用于多種系統(tǒng)的圖形化,、數(shù)學(xué)化建模工具，為描述和研究具有并行,、異步,、分布式和隨機(jī)性等特征的復(fù)雜系統(tǒng)提供了強(qiáng)有力的手段。
　作為一種圖形化工具,，可以把Petri網(wǎng)看作與數(shù)據(jù)流圖和網(wǎng)絡(luò)相似的方法來描述系統(tǒng)模型,；作為一種數(shù)學(xué)化工具，它可以用來建立狀態(tài)方程、代數(shù)方程和其他描述系統(tǒng)行為的數(shù)學(xué)模型,。
在CPN模型中,，有色標(biāo)志表示系統(tǒng)中不同的資源，同時(shí)每個(gè)位置都與特定的顏色集綁定,，表示該位置中只能存放相應(yīng)顏色的標(biāo)志,。在弧上和變遷上標(biāo)注的條件表達(dá)式和運(yùn)算函數(shù)是用于解釋弧的權(quán)值、運(yùn)算所用的顏色以及變遷觸發(fā)的條件,。
　CPN tools是一個(gè)專用于有色Petri網(wǎng)編輯,、模擬和分析的工具，除了有強(qiáng)大的CPN分析工具外,，它還有簡(jiǎn)潔緊湊的CPN圖形編輯工具,，幾乎所有的CPN元素(除數(shù)據(jù)類型、變量申明外)都能在模型圖中表示,。
　CPN是將Petri網(wǎng)具有相似性質(zhì)的元素分類,，用不同顏色區(qū)分不同類別，每一種顏色用一種標(biāo)識(shí)符號(hào)來表示,，將某種屬性賦予標(biāo)記,。

1.2 基于CPN的安全協(xié)議
　安全協(xié)議的形式化分析與驗(yàn)證是一個(gè)復(fù)雜的過程，首先都要用形式化方法的語義對(duì)安全協(xié)議進(jìn)行描述與建模,。然而,，從協(xié)議的非形式化描述，尤其是自然語言描述轉(zhuǎn)變成形式化說明的過程可能會(huì)有錯(cuò)誤發(fā)生,，將直接導(dǎo)致后續(xù)分析的不確定性,。同時(shí)一些形式化方法的提出都是從個(gè)別安全協(xié)議出發(fā)來設(shè)計(jì)規(guī)范的術(shù)語，遇見了新的協(xié)議形式,，再對(duì)原有規(guī)范加以擴(kuò)展,，這樣的形式化術(shù)語存在通用性差的問題。所以在進(jìn)行安全協(xié)議的形式化描述與建模之前,，需要采用通用的安全協(xié)議形式化說明加以規(guī)范,。
　為了使得通用安全協(xié)議說明更加適合于Petri網(wǎng)方法，本文在CAPSL的基礎(chǔ)上抽象出通用安全協(xié)議的基本要素,，在此基礎(chǔ)上建立與Petri網(wǎng)要素的一一對(duì)應(yīng),，如表1所示。

2 對(duì)安全協(xié)議的描述和函數(shù)庫的創(chuàng)建
　CPN tools提供給每個(gè)變遷一個(gè)用CPN ML語言編程的程序編輯區(qū),。當(dāng)變遷發(fā)生時(shí),，執(zhí)行所編輯的程序，完成所需的功能,。程序編輯區(qū)有三條固定的語句：input(),、output(),、action()，分別表示輸入?yún)?shù),、輸出參數(shù)和執(zhí)行語句,。
2.1 用CPN ML語言對(duì)安全屬性進(jìn)行描述
　安全協(xié)議的重要安全性質(zhì)包括：機(jī)密性、認(rèn)證性,、完整性,。描述如下：
機(jī)密性：針對(duì)受保護(hù)的特定內(nèi)容t的泄密狀態(tài)來進(jìn)行定義：
PredAllNodes(fn n=>cf(t，Mark.Intruder′BUFF1 n)>0)
該函數(shù)表示搜索所有的狀態(tài)結(jié)點(diǎn),，如果有結(jié)點(diǎn)滿足斷言函數(shù)fn,，說明機(jī)密信息t泄露。
認(rèn)證性：實(shí)體經(jīng)過解密或者驗(yàn)證簽名來實(shí)現(xiàn)認(rèn)證,，并在其緩沖區(qū)中保留認(rèn)證成功的證據(jù),，類型為AUT的顏色集colset AUT=with auth； 同時(shí)保留被認(rèn)證者的身份的名稱,。用查詢函數(shù)來定義：
PredAllNodes(fn n=>cf(auth,，Mark.A′BUFF1 n)>0 andalso
cf(auth， Mark. B′BUFF 1 n) >0 andalso cf(t,， Mark.In’BUFF 1 n)>0)
完整性：安全協(xié)議確保交互的消息不能被篡改,、刪除和替代，或者至少消息的改變是可以被發(fā)現(xiàn)的,。用形式化定義來表示：
　PredAllNodes(fn n=>cf(auth,，Mark.A′BUFF 1 n)>0
andalso cf(auth，Mark.B’BUFF 1 n)>0 andalso
(cf(t,， Mark.A′BUFF 1 n)>0 andalso cf(t′,，Mark.A′BUFF 1 n)<=0)
2.2 搭建安全協(xié)議的CPN查詢函數(shù)庫
　先建立好一個(gè)函數(shù)模型庫,，對(duì)應(yīng)于常見的密碼學(xué)操作,，并不斷地?cái)U(kuò)展。上層實(shí)體通過函數(shù)調(diào)用的方式,，利用分層建模的設(shè)置子頁面工具將上層操作變遷與函數(shù)對(duì)應(yīng)起來,。
通用安全協(xié)議的功能層其實(shí)就是安全協(xié)議函數(shù)庫，即在底層先建立好一個(gè)函數(shù)模型庫,，對(duì)應(yīng)于常見的密碼學(xué)操作,，并不斷地?cái)U(kuò)展。上層實(shí)體只需要通過函數(shù)調(diào)用的方式,，利用分層建模的設(shè)置子頁面工具將上層操作變遷與函數(shù)對(duì)應(yīng)起來就可以了,。
　在上面描述和對(duì)擴(kuò)展的基礎(chǔ)上，建立一個(gè)安全性質(zhì)查詢函數(shù)庫,。本文建立了一個(gè)能夠覆蓋絕大部分安全性質(zhì)的查詢函數(shù)庫,，用戶只需要調(diào)用相應(yīng)函數(shù)即可完成協(xié)議的相關(guān)安全性質(zhì)的檢查而不需要自己利用CPN ML語言編寫查詢函數(shù),。
2.3 一種基于CPN的通用安全協(xié)議形式化分析方法
　本項(xiàng)目利用前面基于CPN的安全協(xié)議描述、對(duì)CPN tools的擴(kuò)展,、CPN的安全協(xié)議操作函數(shù)庫的建立,，再結(jié)合實(shí)體模型中類似面向?qū)ο蟮念悺⑴缮鷮?duì)象概念,，利用通用和規(guī)范的方法建模,，提出一種基于CPN的通用安全協(xié)議形式化分析語言，該語言使用時(shí)就像用面向?qū)ο缶幊陶Z言進(jìn)行編程一樣方便有效,。
基于CPN的安全協(xié)議形式化分析語言工作流程圖如圖1所示,。

　針對(duì)具體協(xié)議，將安全屬性用CPN ML查詢函數(shù)進(jìn)行形式化描述：首先用斷言函數(shù)定義不安全狀態(tài),，即協(xié)議滿足安全屬性時(shí)不可能出現(xiàn)的狀態(tài),，如會(huì)話密鑰泄露時(shí)的狀態(tài)；再定義搜索函數(shù)對(duì)狀態(tài)空間的所有狀態(tài)進(jìn)行斷言函數(shù)的測(cè)試,，尋找符合的結(jié)點(diǎn)標(biāo)識(shí),；最后運(yùn)行搜索查詢函數(shù)，分析實(shí)驗(yàn)結(jié)果,。
3 應(yīng)用舉例
　本文以ASW(Asokan-Shoup-Waidner)協(xié)議為例,，利用本文提出的基于CPN模型對(duì)協(xié)議的安全性進(jìn)行分析。
3.1 基于CPN模型對(duì)協(xié)議建模
　ASW協(xié)議由exchange,、abort,、resolve_A和resolve_B 4個(gè)子協(xié)議構(gòu)成。在正常情況下,，只執(zhí)行exchange子協(xié)議,。僅當(dāng)A或B認(rèn)為協(xié)議執(zhí)行出現(xiàn)問題時(shí)，才執(zhí)行其他子協(xié)議,。
協(xié)議的exchange子協(xié)議具體描述如下：
　EOO=(me1,，Na)；EOR=(me1,，me2,，Nb)；EOD=affidavit_token
　其中,，Na,、Nb分別為A與B生成的臨時(shí)值；m為A向B發(fā)送的電子郵件,；C={m,，Na，Ka,，Kb}Kttp是加密電子郵件,。
　Exchange sub-protocol：
A→B：me1=Ka,，Kb，TTP,，C,，h(m)，{Ka,，Kb,，TTP，C,，h(m)}Ka-1
      IF B gives up THEN quit ELSE
B→A：me2=h(Nb),，{me1，h(Nb)}Kb-1
      IF A gives up THEN abort ELSE
A→B：me3=m,，Na
      IF B gives up THEN resolve_B ELSE
B→A：me4=Nb
      IF A gives up THEN resolve_A ELSE
Abort sub-protocol：
A→TTP：ma1=aborted,，me1，{aborted,，me1}Ka-1
      IF B has resolved THEN resolve_A ELSE
TTP→A：abort_token=aborted,，ma1，{aborted,，ma1}Kttp-1
Resolve_B sub-protocol：
B→TTP：mrb1=Kb,，me1，me2,，Nb
      IF aborted THEN
TTP→B：mrb2=abort_token
      ELSE
TTP→B：mrb3=m,， a
Resolve A sub-protocol：
A→TTP：mra1=Ka，me1,，me2,，m，Na
      IF aborted THEN
TTP→A：mra2=abort_token
      ELSE
TTP→A：affidavit_token=affidavit,，mra1,，{affidavit，mra1}Kttp-1
　在exchange子協(xié)議中,，如圖2所示,，Alice生成me1并發(fā)送給B,。如果A在合理的時(shí)間范圍內(nèi)沒有收到me2,，A將異常終止協(xié)議；否則,，A將me3發(fā)送給B,。如果等待me4的時(shí)間超時(shí)了，A將異常終止協(xié)議并激活resolve_A子協(xié)議,；否則,，exchange子協(xié)議成功運(yùn)行結(jié)束,。函數(shù)gen_time(result)隨機(jī)生成了一個(gè)延遲時(shí)間。條件if temptime<timeout,， then 1′1 else 1′0判斷超時(shí)是否發(fā)生,。在這個(gè)模型中，由于使用了隨機(jī)數(shù)作為延遲時(shí)間,，超時(shí)的發(fā)生是隨機(jī)的,。如果me1的接收是超時(shí)的,Bob將退出協(xié)議，否則Bob生成臨時(shí)值Nb,，并將me2發(fā)送給A,。接著，如果B沒有及時(shí)收到消息me3,，B將激活resolve_B子協(xié)議,，否則，B將消息me4發(fā)送給A,。

3.2分析和驗(yàn)證
　本文分別針對(duì)在exchange子協(xié)議異常終止和正常結(jié)束的兩種情況下進(jìn)行模型檢測(cè),。因此在計(jì)算完全部狀態(tài)空間后，修改了函數(shù)fun Verif_Fairness,，分別執(zhí)行了以下兩個(gè)ML查詢函數(shù)：
fun Verif_Fairness_suc (con_id：INT,， succeed：SIGNAL)：
Node list
=PredAllNodes (fn n=>
cf(con_id，Mark.Alice' veri_result2 1 n)<>
cf(con_id,，Mark.Bob' veri_result2 1 n) andalso
cf(succeed,，Mark.Alice’end 1 n)==1) )；
fun Verif_Fairness_fail (amsg：AMSG,，,，emsg：EMSG，
rmsg：RMSG)：Node list
=PredAllNodes (fn n=>
cf(amsg,， Mark.TTP' abort_token 1 n)<>empty andalso
cf(emsg,， Mark.TTP' TTP2B 1 n)<>empty andalso
cf(rmsg， Mark.TTP’ TTP2A 1 n)<>empty) ),；
　函數(shù)fun Verif_Fairness_suc查詢的是在exchange子協(xié)議正常結(jié)束的情況下,，是否有不滿足公平性的狀態(tài)。結(jié)果為0,，說明當(dāng)exchange子協(xié)議成功結(jié)束后,，協(xié)議滿足可追究性和公平性。相反,，fun Verif_Fairness_fail的查詢結(jié)果列出了一些不安全狀態(tài),，說明當(dāng)協(xié)議異常終止后，不滿足安全性,。
　本文將面向?qū)ο蠓椒捌涓拍?如類,、對(duì)象,、函數(shù)等)引入建模中，并直接嵌入通用安全協(xié)議描述中,，以此為基礎(chǔ)的協(xié)議建模就具有了抽象,、重用、繼承等性質(zhì),，簡(jiǎn)化了建模過程,，使得圖型化的CPN建模能夠像面向?qū)ο缶幊陶Z言一樣方便和有效。利用CPN tools提供的復(fù)制和分層次工具實(shí)現(xiàn)函數(shù)調(diào)用以及派生實(shí)體的快速建模,，將面向?qū)ο笏枷胫械呐缮鷮?shí)體與函數(shù)調(diào)用思想應(yīng)用于建模過程中,。本文提出通用的安全協(xié)議分析語言，具有通用性,、易用性,、圖形化等特點(diǎn)。
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