Жалпы жасырынды кілтке негізделген аутентификация
Аутентификацияның бірінші протоколында біз Алиса мен Бобта ортақ жасырынды К(АВ) кілті бар деп жорамалдадық . Осы жасырынды кілт туралы жеке кездескен жағдайда немесе телефон арқылы келісуге болады, бірақ қандай жағдай болмасын , тек желі арқылы емес.
Осы протокол негізінде көп аутентификация протоколдарында қолданылатын принцип жатыр : бір жақ екіншісіне кездейсоқ сан жібереді, ал екінші жақ оны ерекше әдіспен өңдеп, нәтижесін қайтарады. Осындай протоколдар дыбыс беру – жауап беру (оклик-отзыв) типті протоколдар деп аталады. Осы және келесі аутентификация протоколдарында келесі шарт-ты белгілер қолданылады :
А және В -- Алиса ж2не Боб;
Ri – дыбыс беру, мұндағы индекс оны жіберушіні білдіреді;
Ki— кілттер, мұндағы индекс кілттің иесін білдіреді ;
Ks—сеанс кілті ;
Біздің бірінші аутентификация протоколының мәліметтер тізбегі 8.28- суретте көрсе-тілген. Бірінші мәліметте Бобқа өзіне түсінікті әдіспен өзінің жеке куәлігін А-ны жібереді. Әрине, Боб бұл мәлімет Алисадан немесе қаскүнемнен келгенін білмейді, сондықтан ол Rb кездейсоқ үлкен санын таңдайды және оны Алисаға дыбыс беру ретінде ашық текстпен жі-береді (мәлімет 2). Содан кейін Алиса осы мәліметті Боб екеуіне ортақ жасырын кілтпен шифрлейді де, Кав(Rb) шифрленген текстті мәлімет 3-ке жібереді. Боб осы мәліметті көргеннен кейін ол алисадан келгенін түсінеді, өйткені, қаскүнем Кав кілтін білмейді, сон-дықтан ол мұндай мәліметті құралмас еді. Соған қарамастан, Rb дыбыс беруі үлкен кеңістік-те кездейсоқ әдіспен таңдалғаннан кейін, қаскүнемнің осы дыбыс беруді және жауапты, алдынғы сеанстардан көруі, екі талай болып келеді.
Осы сәтте Боб Алисамен хабарласып отырғанына сенімді, ал Алиса еш нәрседе сенімді емес. Қаскүнем мәлімет 1- ді алып, қайтадан кері Rb дыбыс беруіне жіберуі мүмкін. Мүм-кін, Боб енді тірі емес шығар. Әрі қарай протокол симметриялы түрде жүмыс жасайды : Алиса lдыбыс жіберуді жібереді, ал Боб оған жауап береді. Енді екі жақ та кіммен сөйлескі-лері келеді, солармен cөйлесіп отырғандарына сенімді. Осыдан кейін олар бір біріне ортақ Кав кілтімен кодтап, Ks уақытша кілтін орната алады.
Осы протоколда ,8.29- суретте көрсетілгендей, әрбір мәліметті алдындағы мәліметке жаңа дыбыс беру арқылы біріктіріп, мәліметтер санын қысқартуға болады. Мұнда Алиса бірінші мәліметінде Бобқа дыбыс беруді жібереді. Соған жауап беру арқылы, Боб өзінің дыбыс беруін сол мәліметте орнатады. Осындай әдіспен, керекті бес мәліметтің орнына үш мәлімет керек етілді.
Осы протокол алдынғы протоколдан гөрі жақсы ма? Бір жағынан, иә : ол қысқарақ . бірақ , өкінішке орай, мұндай протоколдарды қолдану ұсынылмайды. Кейбір жағдайлардың арқасында, қаскүнем осы протоколдарға айналы шабуыл атты әдіспен шабуыл жасай ала-ды. Егер Трудиге бір уақытта Бобтың бірнеше сеанстарын ашу мүмкіндігі болса, онда ол оны бұза алады. Мұндай әдіс әбден мүмкін, егерде Бобты бірнеше банкоматтармен бір уақытта байланыстыра алатын – банк деп алсақ .
Айналы шабуылдың схемасы 8.30- суретте көрсетілген. Ол Труди өзін Алисамын деп Rt дыбыс беруін жіберуден басталады. Боб , әдеттегідей , өзінің Rb дыбыс беру арқылы жауап береді . Енді , Труди тұйық жағдайда қалған сияқты . Ол енді не істеуі керек ? Өйткені , ол Kab(Rb) кілтін білмейді ғой.
Қаскүнем мәлімет 3 арқылы екінші сеансты ашуы мүмкін және оны Бобтың дыбыс беру ретіндегідей беруі мүмкін, ал Бобтың дыбыс беруі мәлімет 2- ден алынған. Боб оны кәдімгі-дей шифрлеп, қайтадан Kab(Rb) мәлімет 4- ке жібереді. Енді Трудиде қажетті ақпарат бар,сондықтан ол бірінші сеансты аяқтап, екінші сеансты үзеді. Боб, қаскүнем – Алиса деп ойлайды, сондықтан Трудиге Алисаның банктік счеттеріне рұқсат беріп, ондағы ақшаларды Швейцария банкіне ауыстыруға мүмкіндікті ешқандай қиындықсыз-ақ берді.
Осы әңгіменің өсиеті мынада :
Дұрыс аутентификация протоколын құру күрделі болып келеді.
Жиі пайдалы болып келетін төрт жалпы ережелерді көрсетейік :
Сеанс инициаторы өзінің жеке тұлғалығын жауап беруші жақ қабылдағанша дейін қолдау керек. Бұл жағдайда, қаскүнем өзінің жеке тұлғалығын қолдағанша, өзіне құнды ақпаратты ала алмайды.
Екі ортақ кілтті бөлек қолдану керек : біреуі сеанс инициаторы үшін, ал екіншісі Кав және К'ав жауап берушілері үшін.
Инициатор және жауап беруші дыбыс беруді әр түрлі қиылысатын жиындардан таңдау керек. Мысалы, инициатор жұп номерлерді, ал жауап беруші тақ номер-лерді қолдану керек.
Протокол өзіне қарсы шабатын шабуылдарға қарсы тұра білу керек, сол кезде екінші параллель сеанс жіберіледі, оған ақпарат бірінші сеанс арқылы алынады.
Егер осы ережелердің біреуі бұзылса, онда протокол әлсіздігін көрсетеді. Көрсетілген мысалда төрт ереженің төртеуі де бұзылған.
8.28- суретте көрсетілген жағдайға келейік. Осы протоколдың айналы шабуылға шал-дыққанын сенімділікпен айтуға бола ма? Ол әр түрлі факторлерге байланысты болып келеді. Онымен жағдай өте тұрақсыз болып келеді. Труди біздің протоколды жеңе білді, өйткені, оған протокол, Боббимен бірге параллель сеанс жіберуге мүмкіндік берді , және оны оған өзінің дыбыс беруін жіберіп, шатастырып жіберді . Ал егерде, компьютерде отырған тірі Алисаның орнында параллельді байланыс сеансын қабылдайтын , қарапйым компьютер болса ? Ол кеэде Труди не істей алатынын көрейік.
Труди протоколды қандай әдіспен бұзатынын түсіну үшін 8.31- суретіне назар аударай-ық . Алиса өзінің идентификационды мәліметтерін мәлімдеме 1-ге хабарлайды. Труди осы мәліметті алып, өзінің сеансын жіберіп ,өзін Боб деп атайды да, мәлімдеме 2- ге жібереді. Бұл жерде біз бұрынғыдай екінші сеанс мәлімдемелерін сұры квадратпен мен белгіледік. Алиса мәлімдеме 2- ге былай жауап береді : “Сен өзіні Боб дейсін бе? Онда оны мәлімдеме 3-те дәлелдеу керек .” Осы жерде Труди тұйыққа кіреді: ол өзін Боб екенін дәлелдей алмай-ды .
Енді Труди не істей алады ? Ол енді оның дыбыс жіберу кезегі келген , бірінші сеансқа оралады . Осымен бірге мәлідеме 3 арқылы алынған Ra жіберіледі. Алиса бұған мәлімдеме 5-те жауап береді, сол арқылы ол Трудиге екінші сеанста мәлімдеме 6-ны құруға мүмкіндік береді. Енді Труди сеансты таңдай алады, өйткені, ол екінші сеанста Алисаның дыбыс беруіне дұрыс жауап берді. Сеанс 1-ді, сеанс 2-де қандайда бір көне санды түзету арқылы жабуға болады және нәтижесінде Алисамен расталған сеансты алуға болады. Алайда, Труди өзінің әрі қарайғы тәртібімен төзуге болмайтындай болады. Ол қандайда бір көне санды түзету арқылы сеанс 2-нің аяқталуын тіркеудің орнына, Алисаның мәлімдеме 7-ні жібергенін күтеді (оның сеанс 1-ге дыбыс беруі үшін). Әрине , Труди оған қалай жауап бере алатынын білмейді, сондықтан ол Ra2-ні мәлімдеме 8 ретінде жіберіп, қайтадан айналы ша-буылын бастайды. Алиса Ra2-ні мәлімдеме 9- да өте орынды шифрлейді. Труди сеанс 1-ге қосылып, Алисаға мәлімдеме 10- да жібергісі келетін санды жібереді. Ол осы санды қайдан алады ? Сірә, Алиса жіберген мәлімдеме 9-дан. Осы сәттен бастап Труди онда Алисамен ор-натқан толық байланысқан сеанс барына мақтана алады.
Осы шабуыл 8.30- суретінде көрсетілген үш мәлімдемесі бар протоколға қарағанда, бір-шама басқа нәтижеге әкеледі. Бұл жағдайда Труди Алисамен бірден екі растайтын байла-нысты орната алады. Алдынғы мысалда бір растайтын байланыс Бобпен орнатылған еді. Қайтадан егерде протокол барлық айтылған төрт міндетті қанағаттандырса, онда шабуыл айтарлықтай табысқа ие болатын еді. Оларға әртүрлі шабуылдар мен қарсы әдістердің то-лық талқылауы келтірілген. Сонымен қатар онда протоколдардың құрылу әдісі көрсетілген, олардың дұрыстығын дәлелдеуге болады. Алайда , бұл протоколдардың ең қарапайымының өзі күрделі болып келеді., сондықтан қазір біз протоколдардың басқа класына тоқталамыз.
Сонымен , жаңа аутентификация протоколы 8.32- суретінде көрсетілген. Бұл жерде біз IPsec- ті оқыған кезде талқыланған, HMAC көріп тұрмыз. Басында Алиса Бобқа уақыт белгі-сі Ra-ны мәлімдеме 1 ретінде жібереді. Боб жауап берерде өзінің нақты уақыт белгісі Rb-ні HMAC-пен бірге жібереді. HMAC Алиса мен Бобтың уақыт белгілерінен тұратын мәлімет-тер құрылымын, олардың идентификаторларын, және ортақ жабық Кав кілтін формалайды. Осыдан кейін осы барлық құрылым хэш-функция көмегі арқылы HMAC-қа орнатқызылады. Мәлімдіме 2-ні алғаннан кейін Алиса Ra-ны , иемденіп, ашық текст түріндегі Rb-ні, екі идентификаторды және жабық Кав кілтін алып бақытқа кенеледі . Осы мәліметтердің арқа-сында ол өзбетімен HMAC-ті есептей алады. Егер ол мәлімдемедегі HMAC-пен сәйкес кел-се, онда ол Боббимен сөйлесіп отырғанына күмәндамайды, өйткені Труди Кав кілтін білмей-ді , сондықтан ол HMAC-ті таба алмайды. Алисаның Бобқа жіберген HMAC-да екі уақытша белгі бар.
Сұрақ: Труди осындай протоколды қалай болса да бұза ала ма ? Жоқ, өйткені, ол екі жақтың , біреуін өзі таңдаған белгіні шифрлете алмайды немесе оған 8.30- суретінде болған жағдайдағыдай хэш-функциясын қолдана алмайды. HMAC-тің екеуі де жіберушілердің өз-дері таңдаған белгілерге ие болады. Труди оларды ешқандай әдіспен бақылай алмайды.
HMAC-ті қолдану – қолдануға болатын жалғыз әдіс емес. Көп қолданылатын альтерна-тивтік схеманың негізі ол шифр блоктарының тіркелу көмегімен элементтердің шифрлеу-інің тізбектелуінде .