基于Kerberos協(xié)議網(wǎng)絡(luò)身份認(rèn)證的改進(jìn)方法

  胡建偉

（河南省南陽工業(yè)學(xué)校   河南  南陽   473035）

摘 要：分析了Kerberos協(xié)議的原理與機(jī)制，討論了Kerberos協(xié)議的局限性（如口令猜測問題、時(shí)間同步問題等），通過對(duì)這些問題的研究，并提供了一個(gè)企業(yè)網(wǎng)的身份認(rèn)證系統(tǒng)的改進(jìn)和實(shí)現(xiàn)方法。

關(guān)鍵詞：計(jì)算機(jī)網(wǎng)絡(luò)     網(wǎng)絡(luò)協(xié)議   安全認(rèn)證       Kerberos協(xié)議

1、問題的提出：現(xiàn)有的許多企業(yè)網(wǎng)絡(luò)系統(tǒng)或是單純出于方便用戶使用，或是沒有經(jīng)過認(rèn)真、充分的理論論證，都或多或少地存在這樣或那樣的安全隱患，致使網(wǎng)絡(luò)易被內(nèi)部用戶非法訪問、受外部黑客攻擊和其他不軌行為的侵?jǐn)_，并且惡性攻擊的損失也越來越大�；�于這些原因，ISO公布的基于OSI參考模型上的“信息安全體系結(jié)構(gòu)”（1989年）較完整地定義了五大類安全服務(wù)（認(rèn)證+訪問控制+保密性+完整性+抗否認(rèn)性），其中的身份認(rèn)證服務(wù)可以說是整個(gè)安全系統(tǒng)的重點(diǎn)和難點(diǎn)所在，它不僅有信源識(shí)別的基本作用，而且有驗(yàn)證信息完整性的副作用。建立一個(gè)較理想的身份認(rèn)證系統(tǒng)，這一直是人們關(guān)心的熱點(diǎn)。

Kerberos實(shí)現(xiàn)了應(yīng)用服務(wù)器和客戶之間的雙向的身份認(rèn)證，極大地提高了系統(tǒng)的安全性，而成為當(dāng)今社會(huì)中廣泛應(yīng)用的一種認(rèn)證協(xié)議。本文主要對(duì)Kerberos協(xié)議進(jìn)行研究，試圖對(duì)其改進(jìn)并實(shí)現(xiàn)企業(yè)網(wǎng)的身份認(rèn)證系統(tǒng)，進(jìn)一步提高企業(yè)網(wǎng)絡(luò)的安全性能。

2、Kerberos協(xié)議的分析

2.1  Kerberos協(xié)議的認(rèn)證過程

Kerberos是一種典型的常用的用于客戶機(jī)和服務(wù)器認(rèn)證的私鑰認(rèn)證體系協(xié)議，其一大優(yōu)點(diǎn)就是使用方便、易于實(shí)施。它是MIT（美國麻省理工學(xué)院）的Athena計(jì)劃的一個(gè)部分，原義為希臘神話中守護(hù)地獄之門的一只兇猛的三頭狗，意喻該協(xié)議具有及其強(qiáng)大的安全性能。在此我們只涉及該協(xié)議的認(rèn)證（Authentication）部分。

出于對(duì)用戶實(shí)現(xiàn)和安全分析的考慮，Kerberos的認(rèn)證中心服務(wù)任務(wù)被分配到兩個(gè) 相對(duì)獨(dú)立的服務(wù)器——AS（認(rèn)證服務(wù)器，它同時(shí)應(yīng)該連接并維護(hù)一個(gè)中央數(shù)據(jù)庫存放用戶口令、標(biāo)識(shí)等重要信息）和TGS（Ticket Granting Server）。因此整個(gè)系統(tǒng)將由四部分組成：AS，TGS，Client，Server。

Kerberos的主要認(rèn)證模型如圖1所示：

圖1  Kerberos協(xié)議認(rèn)證模型

在下述認(rèn)證過程中，使用以下的記號(hào)： 

·IDtgs=TGS的身份碼；

·Ktgs=AS與TGS共享密鑰；

·Ks=TGS與S共享密鑰；

·Kc,tgs=C與TGS共享密鑰；

·Kc,s=C與S共享密鑰；

·Kc=AS與C共享密鑰；

·Times=時(shí)間標(biāo)志:表明門票開始使用時(shí)間、截止使用時(shí)間等；

·Nonce=隨機(jī)數(shù)：用于保證信息總是最新的和防止重傳攻擊；

·Realm=用戶C所屬的范圍；

·Options=用戶請(qǐng)求的包含在門票中的特殊標(biāo)志。

協(xié)議具體過程簡述如下所示。符號(hào)"||"代表連接操作（concatenation）。

（1）如果用戶需要某種遠(yuǎn)程服務(wù)，它首先向Kerberos密鑰分發(fā)中心KDC(KeyDistribution Center)中的認(rèn)證服務(wù)器AS發(fā)送報(bào)文KER_C_AS_REQ，申請(qǐng)一份同本地票據(jù)授權(quán)服務(wù)器TGS通信的票據(jù)TGT。即：

C→AS：KER_C_AS_REQ= Options||IDc|| Realmc||IDtgs||Times||Nonce1

（2）AS確認(rèn)此用戶ID是否在數(shù)據(jù)庫中，若在，則AS產(chǎn)生一個(gè)客戶端與TGS通信的會(huì)話密鑰Kc,tgs(即簽發(fā)許可票據(jù)TGT)，以用戶密鑰對(duì)其加密，并產(chǎn)生用戶相對(duì)于TGS的認(rèn)證信息Tickettgs(以TGS的密鑰對(duì)其進(jìn)行加密)，所有這些信息一并返回給用戶。即：

AS→C：KER_AS_C_RESP= Realmc||IDc||Tickettgs||EKc[ Kc,tgs||Times||Nonce1||IDtgs ]

其中：Tickettgs=EKtgs[ Flags||Kc,tgs || Realmc||IDc||ADc||Times ]。

（3）用戶得到消息后，隨即向票據(jù)授權(quán)服務(wù)器(TGS)發(fā)送與之會(huì)話的TGT以及服務(wù)申請(qǐng)（報(bào)文中含有遠(yuǎn)端ServerID號(hào)、時(shí)間戳Times、經(jīng)過AS鑒別的Tickettgs 及用戶產(chǎn)生用來證明票據(jù)有效性的Authenticatorc）。即：

C→TGS：KER_C_TGS_REQ=Options||IDs||Times||Nonce2|| Tickettgs ||Authenticatorc

其中：Tickettgs=EKtgs[ Flags||Kc,tgs || Realmc||IDc||ADc||Times ]。

Authenticatorc= Ekc,tgs[ IDc||Realmc||TS1 ]

（4）TGS驗(yàn)證票據(jù)并向用戶簽發(fā)服務(wù)票據(jù)。即：

TGS→C：KER_TGS_C_RESP=Realmc||IDc||Tickets||EKc,tgs[Kc,s||Times||Nonce2|| Realms||

IDs)。

其中：Tickets= EKs [ Flags||Kc,s||Realmc||IDc||ADc||Times ]。

（5）用戶向遠(yuǎn)端Server提交服務(wù)票據(jù)和自己產(chǎn)生的認(rèn)證碼Authenticatorc ，Server通過比較票據(jù)和認(rèn)證碼里的信息來驗(yàn)證可靠性，從而決定是否給予相應(yīng)的服務(wù)。即：

C→S：KER_C_S_REQ= Options|| Tickets || Authenticatoru

其中：Tickets= EKs [ Flags||Kc,s||Realmc||IDc||ADc||Times]

      Authenticatoru= EKc,s[ IDc||Realmc||TS2 ||Subkey||Seq# ]

Subkey和Seq#均為可選項(xiàng)。Subkey為子密鑰，用戶可指定此次會(huì)話的密鑰，若省略，則會(huì)話密鑰為Kc,s。Seq為本次會(huì)話指定的起始序列號(hào)，以防止重傳攻擊。

（6）如果需要交互認(rèn)證，遠(yuǎn)端服務(wù)器將向客戶端發(fā)送一條包含時(shí)間戳的消息，并以雙方的會(huì)話密鑰對(duì)之加密，客戶端收到消息后經(jīng)解密得到時(shí)間戳，若正確，則表明服務(wù)器知道自己的私鑰,并將消息解密得到了相應(yīng)的會(huì)話密鑰，從而證明了自己的身份。即：

S→C：KER_S_C_RESP= EKc,s[ TS2||Subkey||Seq# ]

2.2 Kerberos的局限性

從攻擊的角度來看，在上述Kerberos認(rèn)證過程的分析中，把Kerberos推廣到分布式系統(tǒng)的局限性也是比較明顯的，大致有以下幾個(gè)方面： 

（1）口令猜測問題：Kerberos認(rèn)證協(xié)議對(duì)口令攻擊比較脆弱,從Kerberos協(xié)議的認(rèn)證過程來看,AS并不能驗(yàn)證用戶的身份,而是基于發(fā)回用戶的KER_AS_C_RESP報(bào)文是用Kc加密的，只有知道Kc的人才能夠?qū)χ�解密，而Kerberos是一種私鑰網(wǎng)絡(luò)認(rèn)證協(xié)議，它是以對(duì)稱加密算法DES作為協(xié)議的基礎(chǔ),這就給密鑰的交換、存儲(chǔ)和管理帶來了安全上的隱患，同時(shí)不能提供抗否認(rèn)認(rèn)證機(jī)制，而Kc和用戶的passwd有關(guān)。由于很多用戶不重視對(duì)強(qiáng)口令的選擇,入侵者可以通過收集票據(jù)來對(duì)此解密,如果票據(jù)足夠多,口令的恢復(fù)是可能的。

（2）時(shí)間同步問題：整個(gè)Kerberos的協(xié)議都 嚴(yán)重地依賴于時(shí)鐘，而實(shí)際證明，要求在網(wǎng)絡(luò)環(huán)境中實(shí)現(xiàn)良好的時(shí)鐘同步，是一個(gè)很難的課題。但這并不是說Kerberos沒有出路可言。我們可以大膽地假定，如果能夠?qū)崿F(xiàn)一種基于安全機(jī)制的時(shí)間服務(wù)，或是研制一種相對(duì)獨(dú)立于計(jì)算機(jī)和網(wǎng)絡(luò)環(huán)境、且基于一種或幾種世界標(biāo)準(zhǔn)時(shí)鐘的，能夠準(zhǔn)確進(jìn)行時(shí)間轉(zhuǎn)化和時(shí)間服務(wù)的聯(lián)機(jī)物理時(shí)鐘，這種問題將得到較好的解決。

（3）重放攻擊的問題：雖然時(shí)間戳是專門用于防治重放攻擊的，長票的生存期較長，容易被重放攻擊；對(duì)短票而言，如果攻擊者技術(shù)高明，任有機(jī)會(huì)重放攻擊，況且攻擊者可以著手破壞系統(tǒng)的時(shí)鐘同步性。假設(shè)在一個(gè)Kerberos服務(wù)域內(nèi)的全部時(shí)鐘保持同步收到消息的時(shí)間在規(guī)定的范圍內(nèi)(一般可以規(guī)定ｔ=5分鐘)，就認(rèn)為該消息是新的。而事實(shí)上,攻擊者可以事先把偽造的消息準(zhǔn)備好，一旦得到許可證就馬上發(fā)出，這在5分鐘內(nèi)是難以檢查出來的。

（4）認(rèn)證域之間的信任問題：認(rèn)證域之間的多級(jí)跳躍過程復(fù)雜且不明確，相互信任和協(xié)調(diào)不方便。若各Kerberos區(qū)域形成復(fù)雜或不規(guī)則的網(wǎng)狀結(jié)構(gòu)，則要求方便的域間服務(wù)，將付出極大的代價(jià)，即系統(tǒng)的可擴(kuò)充性不強(qiáng)。針對(duì)這種無序的狀況，應(yīng)有規(guī)劃有目的地建立起全球一體化的分層（樹狀）結(jié)構(gòu)，形成良好的信任鏈條。

（5）密鑰的存儲(chǔ)問題：Kerberos認(rèn)證中心要求保存大量的共享私鑰，無論是管理還是更新都有很大的困難，需要特別細(xì)致的安全保護(hù)措施（甚至應(yīng)采用硬件/物理方法），將付出極大的系統(tǒng)代價(jià)。

3、Kerberos協(xié)議的改進(jìn)

3.1 基于雙因素認(rèn)證方式的改進(jìn)

由于在Kerberos系統(tǒng)中用戶的口令容易受到口令猜測攻擊，因此無法完全保證用戶的口令不被非法用戶盜用，在這種情況下，如果結(jié)合用戶必須持有的硬件秘密信息來進(jìn)行認(rèn)證，無疑能使用戶身份認(rèn)證的安全性得到充分的保障。

考慮到目前USB接口己經(jīng)成為計(jì)算機(jī)設(shè)備上的主流接口，因此使用 USB接口設(shè)備來作為保存用戶秘密信息的載體，是一個(gè)相對(duì)簡單易行的方法。在當(dāng)前產(chǎn)品中USB Token 是一種利用USB接口與計(jì)算機(jī)相連的安全設(shè)備。一般具有：PIN碼保護(hù)；安全存儲(chǔ)保護(hù)；硬件RSA；硬件SHA1，DES等算法及一定的運(yùn)算能力等。用戶USB認(rèn)證卡集成一定的算法可產(chǎn)生隨機(jī)數(shù)與用戶口令（PIN）結(jié)合在一起（USB+PIN），便產(chǎn)生了雙因素Kerberos認(rèn)證協(xié)議來進(jìn)行身份認(rèn)證。

采用基于請(qǐng)求/應(yīng)答方式的著名的Schnorr身份認(rèn)證機(jī)制Kerberos協(xié)議進(jìn)行改進(jìn)。

與原Kerberos協(xié)議相對(duì)照，僅修改了用戶和AS之間的交互協(xié)議，具體過程如下：

（1）USB認(rèn)證卡產(chǎn)生隨機(jī)數(shù)γ,其中γ≡gk(mod p),k為U所選擇的隨機(jī)數(shù),0<=k<=q-1。

C→AS：

KER_C_AS_REQ= Options||IDc|| Realmc||IDtgs||Times||Nonce1||γ。

（2）AS產(chǎn)生隨機(jī)數(shù)r，隨報(bào)文一起發(fā)送給用戶。

AS→C：KER_AS_C_RESP= Realmc||IDc||Tickettgs||EKc[ Kc,tgs||Times||Nonce1||IDtgs ]||r

在用戶端計(jì)算s，s≡gr+k (mod q)，然后發(fā)送給AS服務(wù)器值s；

在AS上計(jì)算并驗(yàn)證：γ≡gs•vr(mod p)

（3）C→TGS：KER_C_TGS_REQ=Options||IDs||Times||Nonce2|| Tickettgs ||Authenticatorc

（4）TGS→C：KER_TGS_C_RESP=Realmc||IDc||Tickets||EKc,tgs[Kc,s||Times||Nonce2|| Realms||IDs]。

（5）C→S：KER_C_S_REQ= Options|| Tickets || Authenticatoru

（6）S→C：KER_S_C_RESP= EKc,s[ TS2||Subkey||Seq# ]

從上可以看出過程（3）~（6）是與原Kerberos協(xié)議相同的。

本方案的優(yōu)點(diǎn)：

（1）即使通行字被攻擊者截獲也難以使用

（2）用戶需要送PIN（只有持卡人才知道），因此，即使智能卡被盜也難以使用卡進(jìn)行違法活動(dòng)。

3.2 基于橢圓曲線密碼體制對(duì)Kerberos協(xié)議的改進(jìn)

3.2.1采用私鑰密碼體制的局限性

在Kerberos協(xié)議中用戶的密碼以明文的形式保存在Kerberos的數(shù)據(jù)庫中，這些密碼的管理和使用具有相當(dāng)?shù)娘L(fēng)險(xiǎn)，一旦Kerberos服務(wù)器的數(shù)據(jù)庫被攻破，所有用戶密碼都將暴露給攻擊者。即使報(bào)文在傳送過程中，如果收集的票據(jù)足夠多,口令的恢復(fù)是可能的。這種

私鑰密碼體制的加密密鑰和解密密鑰相同或者本質(zhì)上相同（即從其中一個(gè)可以很容易地推出另一個(gè)），所以密鑰管理成為影響系統(tǒng)安全的關(guān)鍵性因素，難于滿足開放式計(jì)算機(jī)網(wǎng)絡(luò)的需求。

3.2.2公鑰（非對(duì)稱）加密體制

這種體制的加密密鑰和解密密鑰不相同而且從其中一個(gè)很難推出另一個(gè)。這樣加密密鑰可以公開，而解密密鑰可由用戶自己秘密保存，其典型代表是RSA（Receive, Shamir, Adelman）體制. 

公鑰加密體制具有以下優(yōu)點(diǎn)：密鑰分配簡單；密鑰的保存量少；可以滿足互不相識(shí)的人之間進(jìn)行私人談話時(shí)的保密性需求；可以完成數(shù)字簽名和數(shù)字鑒別。

公鑰密碼體制的概念是由迪弗爾（Diffie）和赫爾曼（Hellman）于1976年首次提出的。公鑰密碼體制不同于傳統(tǒng)的對(duì)稱密碼體制，它要求密鑰成對(duì)出現(xiàn)，一個(gè)為加密密鑰（Ke），一個(gè)為解密密鑰（Kd），如圖2所示。

圖2 公鑰（非對(duì)稱）加密體制

在公鑰密碼體制中，加密密鑰Ke是公開的，加密算法E和解密算法D也是公開的，只有解密密鑰Kd是需要保密的。雖然Kd是由Ke決定的，但卻不能根據(jù)后者計(jì)算出前者。

公匙加密技術(shù)的特點(diǎn)如下：

a、用Ke對(duì)明文M加密后，再用Kd解密，即可恢復(fù)明文，即D（E（M，Ke），Kd）= M

而且，加密和解密的運(yùn)算可以對(duì)調(diào)，即E（D（M，Kd），Ke）= M

b、加密密鑰不能用來解密，即D（E（M，Ke），Ke）≠ M

c、計(jì)算機(jī)可以很容易地產(chǎn)生成對(duì)的Ke和Kd。

d、從Ke實(shí)際上不能導(dǎo)出Kd。

使用公鑰密碼技術(shù)就可以實(shí)現(xiàn)數(shù)字簽名。發(fā)送方A用其不公開的解密密鑰Akd對(duì)報(bào)文M進(jìn)行運(yùn)算，將結(jié)果D（M，Akd）傳給接收方B。B用已知的加密密鑰對(duì)接收到的內(nèi)容進(jìn)行運(yùn)算，得出結(jié)果E（D（M，Akd），Ake） = M。因?yàn)槌�了A以外沒有人能擁有A的解密密鑰，所以除了A以外就沒有人能產(chǎn)生密文D（M，Akd）。這樣，就表示報(bào)文M被電子簽名了。

目前已有大量的數(shù)字簽名算法，如RSA數(shù)字簽名算法，ElGamal數(shù)字簽名算法，F(xiàn)iat-Shamir數(shù)字簽名算法，Schnorr數(shù)字簽名算法，美國的數(shù)字簽名標(biāo)準(zhǔn)/算法（DSS/DSA），橢圓曲線數(shù)字簽名算法等。

3.2.3 橢圓曲線密碼體制

為了保證RSA算法的安全性，它的密鑰長度需要再增大，使得它的運(yùn)算負(fù)擔(dān)越來越大。相比之下，橢圓曲線密碼體制（elliptic curve cryptography）可用短得多的密鑰獲得同樣的安全性，因此具有廣泛的應(yīng)用前景。ECC已被IEEE公鑰密碼標(biāo)準(zhǔn)P1363采用。

1.橢圓曲線

橢圓曲線并非橢圓，之所以稱為橢圓曲線是因?yàn)樗�的曲線方程與計(jì)算橢圓周長的方程類似。1985年Miller,Koblitz 獨(dú)立提出以下形式的三次方程：

y2+axy+by=x3+cx2+dx+e

其中a，b，c，d，e是滿足某些簡單條件的實(shí)數(shù)，曲線上的點(diǎn)連同無窮遠(yuǎn)點(diǎn)O的集合。圖3是橢圓曲線的兩個(gè)例子。

圖3 橢圓曲線的兩個(gè)例子

加法:若曲線三點(diǎn)在一條直線上,則其和為零。

倍數(shù):一個(gè)點(diǎn)的兩倍是它的切線與曲線的另一個(gè)交點(diǎn)。

2．有限域上的橢圓曲線

密碼中普遍采用有限域上的橢圓曲線。其中最為常用的是由方程

y2≡x3+ax+b mod p   p是奇素?cái)?shù)，且4a3+27b2 mod p≠0 定義的曲線。

針對(duì)所有的0<= x <p，可以求出有效的y，得到曲線上的點(diǎn)(x,y)，其中x,y < p。記為Ep(a,b)

Ep(a,b)中也包括O

3．橢圓曲線的加密解密

選擇Ep(a,b)的元素G，使得G的階n是一個(gè)大素?cái)?shù)，秘密選擇整數(shù)r。計(jì)算P=rG,公開(p,a,b,G,P)，保密r。

加密M：選擇隨機(jī)數(shù)k,C={kG,M+kP}  如果k使得kG或者kP為O，則要重新選擇k。

解密C：(M+kP)-r(kG)=M+krG-rkG=M

4．橢圓曲線算法

（1）找到一個(gè)難題：

考慮等式Q=kP，其中Q、P屬于Ep(a,b)，k<p

已知k和P，計(jì)算Q，是容易的

已知Q和P，計(jì)算k，是困難的

（2）選擇Ep(a,b)的元素G,使得G的階n是一個(gè)大素?cái)?shù)

G的階是指滿足nG=O的最小n值

（3）秘密選擇整數(shù)r，計(jì)算P=rG，然后

公開(p,a,b,G,P)，P為公鑰

保密r

（4）加密M：先把消息M變換成為Ep(a,b)中一個(gè)點(diǎn)Pm

然后，選擇隨機(jī)數(shù)k，計(jì)算密文Cm=(kG,Pm+kP)

如果k使得kG或者kP為O，則要重新選擇k.

（5）解密Cm: (Pm+kP)-r(kG)=Pm+krG-rkG=Pm

5．橢圓曲線密碼的安全性

（1）難于從P和kP獲得k。

（2）對(duì)橢圓曲線研究的時(shí)間短

（3）橢圓曲線要求密鑰長度短,速度快。

由于橢圓曲線具有豐富的群結(jié)構(gòu)和多選擇性，并可在保持和RSA/DSA體制同樣安全性能的前提下大大縮短密鑰長度（目前160比特足以保證安全性），因而在密碼領(lǐng)域有著廣闊的應(yīng)用前景。表1給出了橢圓曲線密碼體制和RSA/DSA體制在保持同等安全的條件下各自所需的密鑰長度。

表1 ECC和RSA/DSA在保持同等安全的條件下各自所需的密鑰長度（單位為比特）

RSA/DSA	512	768	1024	2048	21000
ECC	106	132	160	211	600

3.2.4 用橢圓曲線密碼體制對(duì)Kerberos協(xié)議的改進(jìn)

1．設(shè)計(jì)思想：在對(duì)Kerberos協(xié)議改進(jìn)的研究中，始終要保持協(xié)議原來的架構(gòu)，就會(huì)保持協(xié)議的安全性能。以公鑰體制代替私鑰體制(對(duì)稱算法)，由于協(xié)議和算法是兩回事，所以算法的改變不會(huì)造成協(xié)議架構(gòu)的變化。這樣便可以實(shí)現(xiàn)企業(yè)網(wǎng)身份認(rèn)證系統(tǒng)的設(shè)計(jì)，但公鑰加密體制相對(duì)于對(duì)稱加密體制而言，遠(yuǎn)算復(fù)雜性大大增加，加密和解密需要消耗更多的系統(tǒng)資源，降低了加密和解密的速度，因此，有必要尋找一種快速計(jì)算的公鑰算法。

橢圓曲線算法（ECC）在安全性能、效率、密鑰長度、帶寬、速度等方面均占有優(yōu)勢。所以我們選擇橢圓曲線密碼體制對(duì)Kerberos協(xié)議的改進(jìn)，從而實(shí)現(xiàn)企業(yè)網(wǎng)身份認(rèn)證系統(tǒng)的設(shè)計(jì)。

根據(jù)Kerberos協(xié)議的認(rèn)證過程，如果我們在每次加密過程中都啟用ECC算法，并沒有必要，而要改進(jìn)協(xié)議可根據(jù)認(rèn)證的具體情況分別采用公開密鑰加密算法及私鑰加密算法，這樣既提高了系統(tǒng)的安全性，又很少影響系統(tǒng)解密的速度。

用橢圓曲線算法，僅修改用戶和AS之間的交互協(xié)議，便可實(shí)現(xiàn)對(duì)用戶身份的確認(rèn)。

2．準(zhǔn)備工作：為用戶C分配一對(duì)公鑰（pub）和私鑰（pri），分別記作C_pub和C_pri，并將C_pub存于認(rèn)證服務(wù)器AS。

3．改進(jìn)后的認(rèn)證過程:

（1）C→AS：KER_C_AS_REQ= Options||IDc|| Realmc||IDtgs||Times||Nonce1

（2）AS→C：

KER_AS_C_RESP= Realmc||IDc||Tickettgs||C_pub [ Kc,tgs||Times||Nonce1||IDtgs]

AS服務(wù)器用以用戶C的公鑰C_pub代替EKc，把報(bào)文發(fā)送給客戶端。用戶C用私鑰C_pri解密報(bào)文。

（3）C→TGS：KER_C_TGS_REQ=Options||IDs||Times||Nonce2|| Tickettgs ||Authenticatorc

（4）TGS→C：

KER_TGS_C_RESP=Realmc||IDc||Tickets||EKc,tgs[Kc,s||Times||Nonce2|| Realms||IDs]。

（5）C→S：KER_C_S_REQ= Options|| Tickets || Authenticatoru

（6）S→C：KER_S_C_RESP= EKc,s[ TS2||Subkey||Seq# ]

從以上可以看出僅在第二步用戶端的公鑰對(duì)會(huì)話密鑰進(jìn)行加密，有效地防范了對(duì)票據(jù)的字典攻擊，提高了Kerbors認(rèn)證協(xié)議的安全性能，系統(tǒng)的加密解密速度又比較快，因此采用橢圓曲線算法對(duì)Kerbors協(xié)議進(jìn)行改進(jìn)是一種合適的方法。

以上我們對(duì)Kerberos協(xié)議的改進(jìn)中采用兩種方式一是基于雙因素認(rèn)證方式的改進(jìn)，一是基于橢圓曲線密碼體制對(duì)Kerberos協(xié)議的改進(jìn)，前一種需要硬件的支持，而后一種直接用軟件就可以實(shí)現(xiàn)，我們在企業(yè)網(wǎng)身份認(rèn)證系統(tǒng)中將采用橢圓曲線密碼體制。

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[1]侯整風(fēng),李嵐.橢圓曲線密碼系統(tǒng)(ECC)整體算法設(shè)計(jì)及優(yōu)化研究.電子學(xué)報(bào)，2004,32(11):1904～1906

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