基于智能卡芯片指纹的身份认证方案设计

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2024年4月28日发(作者：)

维普资讯

ＭｉｃｒｏｃｏｍｐｕｔｅｒＡｐｐｌｉｃａｔｉｏｎｓ　Ｖｏ１．２４，Ｎｏ．６＇２００８　

文章编号：１００７－７５７Ｘ（２００８）６－００２０—０３　

研究与设计　微型电脑应用　２００８年第２４卷第６期　

基于智能卡芯片指纹的身份认证方案设计　

高雪峰侯方勇谷大武　

摘要：身份认证在网络安全中有非常着重要的作用。最近，Ｄａｓ等人提出了一种基于智能卡和动态ＩＤ的身份认证方案。　

在分析其方案漏洞的基础上，引入芯片指纹和随机数，提出了一种改进方案，能有效地抵抗伪装攻击、芯片复制攻击、拒绝　

服务攻击、重传攻击、口令猜测攻击，在对系统安全度要求较高的环境中有着良好的应用前景。　

关健词：身份认证；智能卡；芯片指纹；随机数　

中图分类号：ＴＰ３９３．０８　文献标识码：Ａ　

如在芯片结晶的过程中由于温度和压力的随机变化），因此　

制造出的芯片在物理特征上具有差异性，通过提取芯片上的　

元器件的静态时延差异，就可以得到一个抗克隆ＰＵＦ［６］　

Ｕ：用户，Ｐｗ：用户密码，ＡＳ：认证服务器。　

ＣＩＤ．．智能卡标识，ＤＵＩＤ：用户的动态ＩＤ。　

１引言　

随着网络的不断发展，处于网络中的计算机用户都可以　

利用网络得到所需要的各种资源。如何正确地进行用户的身　

份认证是保证通信网和系统数据安全的首要条件。身份认证　

已成为是网络安全的重要研究课题，许多专家和学者提出了　

有关身份认证的有效方案。　

２００２年，Ｃｈｉｅｎ等人在单向ｈａｓｈ函数的基础上提出了　

一

ＭＡＣ（，口）是在密钥ａ控制下的安全散列函数，　（）为单向　

ｈａｓｈ函数。　

０为异或运算，Ｒａｎｄｏｍ为任意随机数。　

ＣＨＡ：ＰＵＦ的“激励”，ＲＥＳ：ＰＵＦ的“响应”。　

种远程认证方案［１］。　但是该方案还容易受到Ｐａｒａｌｌｅｌ　

Ａｔｔａｃｋ，Ｒｅｆｌｅｃｔｉｏｎ　Ａｔｔａｃｋ，Ｉｎｓｉｄｅｒ　Ａｔｔａｃｋ等［２，３］。　

２００４年Ｄａｓ等人也在单向ｈａｓｈ函数的基础提出了一种与智　

能卡相结合的动态的口令验证方案［４］。但是该方案也存在　

安全漏洞。　

本文在分析Ｄａｓ等人的方案漏洞的基础上，引入芯片指　

ｆＯ为基于ＰＵＦ的芯片指纹，它具有以下特性：（Ｉ）存在　

互不相同的ｆＯ。（２）ｆＯ是单项的。（３）ＲＥＳ＝ｆ（ＣＨＡ）　

二　为安全的通信通道，—　为普通的、不安全的通信通道。　

３　Ｄａｓ认证方案及其安全性分析　

３．１认证方案　

Ｄａｓ认证方案包括三个阶段：注册、登录、认证。注册　

阶段就是在Ｕ和Ａｓ之间分配共享的秘密信息，并把一些信息　

写到智能卡中；登录阶段就是用户使用密码Ｐｗ。产生登录　

纹和随机数，提出了一种改进方案。本方案从物理上保证了　

智能卡片内密钥的安全。基于这一独特的安全属性，该方案　

能够抵御伪装攻击、芯片复制攻击、拒绝服务攻击、重传攻　

击、口令猜测攻击等，从而可靠地实现了Ａｓ对Ｕ的身份认　

证问题。同时该方案还允许用户自由地更改口令，在对系统　

安全度要求较高的环境中有着良好的应用前景。　

信息，去获得登录相关服务器的接入权限；认证阶段是指　

Ａｓ对Ｕ进行认证，决定用户是否有权限使用相关服务。具　

体过程如下：　

（１）注册阶段：　

２概念、术语定义与说明　

下面定义一些将在本文中用到的术语和符号。　

定义１　ＰＵＦ（Ｐｈｙｓｉｃａｌ　Ｒａｎｄｏｍ　Ｆｕｎｃｔｉｏｎｓ）［５］：物　

Ｒ１：ＵｊＡＳ：ＰＷ。Ｕ通过安全的通道向Ａｓ提交个人　

ＰＷ。　

理抗克隆函数是一个映射“激励”到“响应”的单项函数，　

它通过一个物理设备来实现，并且具有以下的特征：（１）较　

Ｒ２：Ａｓ收到注册信息后，选取一个安全的单向ｈａｓｈ函　

易计算：物理设备能够在较短的时间内计算出函数结果。（２）　

难于入侵：黑客没有产生这个物理随机函数的物理设备，即　

使有大量的资源进行多项式次数的“仿真”物理测试，仅能　

获得一些可忽略的普通信息。（３）抗克隆：在给定的“多项　

数ｈ（）和两个秘密参量ｘ，ｙ：并计算尺：域Ｐ　０　）。将　（）　

和用户的个人化参数Ｒ、ｙ写入智能卡；　

Ｒ３：ＡＳ　Ｕ：ＰＷ，智能卡；　

（２）登录阶段　

式”资源下，制造两个一样的ＰＵＦ载体（物理设备）在工艺　

上是不可实现的。　

定义２基于ＰＵＦ的芯片指纹：通过芯片实现的物理抗　

克隆函数。　

在同一版图上的芯片制造过程中，存在制造可变性（例　

ＬＩ：用户Ｕ把智能卡插入相应的终端设备中并输入Ｐｗ。　

Ｌ２：智能卡计算ＤＵＩＤ：ＫＰ　，）０＾（Ｒ０　０　，）；　

Ｂ＝ｈ（ＤＵ１Ｄ０ｈ（Ｐ　）），Ｃ＝　（　０Ｒ０Ｂ０　）。ＴＵ是终端设备　

纪录的用户登录时间。　

Ｌ３：Ｕ　ＡＳ：ＤＵＩＤ，Ｒ，Ｃ，　：Ｕ通过公共信道向Ａｓ发送　

（ＤＵＩＤ，Ｒ，Ｃ，ＴＵ）。　

基金项目：国家８６３项目（２００６ＡＡＯ１Ｚ４４６）　

作者简介：高雪峰，上海交通大学大学计算机科学与工程系，硕士研究生，上海２００２４０　

侯方勇，国防科技大学计算机学院，副教授，湖南长沙４１００７３　

谷大武，上海交通大学大学计算机科学与工程系，教授，博士生导师，上海２００２４０　

・２０・　

维普资讯

ＭｉｃｒｏｃｏｍｐｕｔｅｒＡｐｐｌｉｃａｔｉｏｎｓ　Ｖｏｉ．２４，Ｎｏ．６，２００８　研究与设计　微型电脑应用　２００８年第２４卷第６期　

（３）验证阶段　

ｖ１：Ａｓ接到认证请求信息（ＤＵＩＤ，Ｒ，Ｃ，ＴＵ），，就检查　

ＴＳ—Ｔｕ的时间间隔是否处于△Ｔ之内，如果（ＴＳ一１１Ｊ）≥　

密ｙ被攻击者获取，本方案引入了芯片指纹生成动态主密　

钥。　

本方案包括五个阶段：预注册阶段，注册阶段，预验证　

阶段，登陆阶段，验证阶段。　

（１）顸注册阶段　

智能卡管理中心在Ａｓ处的数据库中建立一张表项，记　

△Ｔ成立，系统就驳回登录请求。反之，Ａｓ计算　

ｈ（ＰＷ）＝ＤＵＩＤ０ｈ（Ｒ０Ｙ０　Ｂ＝ｈ（ＤＵＩＤ０　（Ｐ　））。其　

中Ｔｓ是Ａｓ当前时间，△Ｔ是合法的传输时间延迟。　

ｖ２：验证Ｃ？＝　（　，０Ｒ０Ｂ０　），如果等式成立，远　

程系统将接受登录请求。　

３．２安全性分析　

虽然Ｄａｓ的方案比较有效，但是容易受到伪装攻击、芯　

片复制攻击、拒绝服务攻击、重传攻击等；　

（１）伪装攻击　

录每张智能卡的ＣＩＤ，激励——响应对列表（由智能卡制造　

商提供），列表中包含（ＣＩＤ，厂（ｃ，Ｄ））。　

（２）注册阶段　

Ｒ１：　Ｕ　ＡＳ：ＰＷ。Ｕ通过安全的通道向ＡＳ提交个人　

ＰＷ。　

假设攻击者持有合法用户的智能卡，在登录时将卡插入　

读卡终端设备并键入任何数字ＰＷ＊，智能卡计算出　

ＤＵＩＤ＊＝ｈ（ＰＷ　）０　Ｒ０ｙ０　Ｂ　＝ｈ（ＤＵＩＤ　￣ｈ（ＰＷ　）　

Ｒ２：Ａｓ收到注册信息后，选取一个安全的单向ｈａｓｈ函　

数ｈ０和卡号为ＣＩＤ的智能卡，并计算Ｒ＝ｈ（ＰＷ）０ｆ（ＣＩＤ）。　

将ｈ０，Ｒ，ＣＩＤ写入智能卡：　Ｒ３：　

（３）顸验证阶段　

Ｕ：ＰＷ，智能卡：　

Ｃ　＝＾（　０尺０Ｂ　０　）。ＡＳ一旦接收到登录请求　

（ＤＵＩＤ＊，Ｒ，ｃ　，　），首先检验传输迟延是否合法，然后计算　

ｈ（ＰＷ　）＝ＤＵＩＤ　０｜Ｉｌ（Ｒ０ｙ０　），　

Ｂ　＝ｈ（ＤＵＩＤ　￣ｈ（ＰＷ　））＝ｈ（ｈ（ＲＯｙ０　）），　

该阶段主要是检验智能卡是否是伪造的智能卡：　

Ｐ１：用户插入智能卡，智能卡－－＞ＡＳ：Ｃ／Ｄ　

Ｐ２：　Ｓ　智能卡：Ｒａｎｄｏｍ；并把这个随机数写入ＣＩＤ　

对应的表项中：　

Ｐ３：智能卡用自己的芯片指纹计算　

ＰｒｅＲＥＳ＝ｆ（ＣＩＤ），ＰｒｅＮ＝ｈ（ｎａｎａｏｍ，ｅｒｅｎ￣；智能卡一ＡＳ：ＰｒｅＮ；　

Ｐ４：ＡＳ验证Ｐｒ　？＝ｈ（Ｒａｎｄｏｍ，ＰｒｅＲＥＳｓ），如果不等，则　

认为该卡是伪造卡，终止验证。其中ＰｒｅＲＥＳＳ是从数据库中　

的表项中取得的卡号为ＣＩＤ，激励ＣＩＤ所对应的响应值。　

（４）登陆阶段　

Ｃ　＝｜Ｉｌ（　０Ｒ０　０ｙ）＝｜Ｉｌ（　０Ｒ０ｈ（ｈ（ＲＯｙＯ　））０ｙ）这个等　

式总是成立的，它与入侵者输入的ＰＷ＊无关，无法认证持卡　

者的合法身份。　

（２）芯片复制攻击　

该方案的安全性主要是依赖于智能卡的片内秘密Ｙ，用　

各种攻击方法可以容易地把这个片内秘密Ｙ提取出来［４］。　

一

旦攻击者得到了某个用户的智能卡，提取出其Ｒ和片内密　

钥Ｙ，可以复制出一模一样的智能卡，攻击者用伪造的智能　

卡就可以通过ＡＳ的验证。　

Ｌ１：　Ｕ：ＣＨＡ，其中ＣＨＡ是卡号为ＣＩＤ的智能卡　

的挑战响应列表中的任意一个激励。　

Ｌ２：用户输入Ｐｗ，智能卡用的芯片指纹计算　

ＲＥＳ＝ｆ（ＣＨＡ），Ｎ＝ｈ（Ｒａｎｄｏｍ，ＲＥＳ）；ＤＵＩＤ＝　（ＪＤ　）０　ｈ（Ｒ０Ⅳ　

（３）拒绝服务攻击　

由于该方案中是利用时间戳来保证一个认证请求信息　

的有效性，利用该特性，攻击者可拦截Ｌ３阶段的认证请求信　

息（ＤＵＩＤ，Ｒ，Ｃ，Ｔｕ），并延迟一段时间后再重新向Ａｓ传送　

该信息，当延迟超过一定的时间，Ｔｕ就不能通过Ａｓ的有效　

性检查，从而使得Ａｓ。不能为用户提供连续有效的服务。另　

外，当网络发生阻塞时，也会发生以上的拒绝服务。　

（４）重传攻击　

Ｂ＝ｈ（Ｒ０ｈ（Ｒ０Ⅳ））；Ｃ＝ｈ（Ｂ０Ⅳ）；　

Ｌ３：　—ＡＳ：（ＤＵｌ１），Ｃ）　

（５）验证阶段　

Ｖ１：ＡＳ查询表项中的Ｒａｎｄｏｍ，如果为空，验证失败。　

Ｖ２：ＡＳ查找ＣＨＡ对应的响应ＲＥＳ，ＣＩＤ的响应ＲＥＳＣＩＤ，　

计算Ｎ＝ｈ（Ｒａｎｄｏｍ，ＲＥＳ），Ｂ＝ｈ（ＤＵＩＤ　ＲＥＳｃｗ）．　

Ｖ３：ＡＳ验证Ｃ？＝ｈ（Ｂ０Ⅳ）；如果等式成立，则通过认证，　

并且将表项中的ｉ￣ｎｄｏｍ置为空。ａ　

此外，本方案还提供口令更改：　

Ｃ１：Ｕ向智能卡输入旧口令Ｐｗ。　

Ｃ２：智能卡验证　？＝｜Ｉｌ（尸　）０ｆ（ＣＩＤ）来验证Ｐｗ的有效　

性，并在验证通过后提示输入新的口令ＰＷＮＥＷ。　

Ｃ３：　智能卡计算Ｒ　＝ｈ（ＰＷ　０　ｆ（ＣＩＤ）），并替代原有　

的Ｒ，这样ｕ就成功地修改了口令，而不用通知Ａｓ。　

攻击者可截获Ｌ３阶段合法用户认证请求信息（ＤＵＩＤ，Ｒ，　

Ｃ，Ｔｕ），而假冒合法用户向Ａｓ发出（ＤＵＩＤ，Ｒ，Ｃ，Ｔ　），很　

显然，只要该信息到达Ａｓ时间和ＴＵ的时间间隔小于△Ｔ，　

就能通过Ａｓ的合法性检测，从而达到非法攻击的目的。　

４本文提出的认证方案　

由上面的分析可看出，Ｄａｓ等人方案中的漏洞有一部分　

是由于时间戳和片内秘密ｙ引起的，时间戳不仅引入了较多　

的安全风险，而且要在全网实现时间同步，这在实施上是非　

常困难的，而片内秘密Ｙ是内置密钥，易被攻击者获取而造　

成芯片复制攻击。因此在本改进方案中，我ｆｆｊ￣ｉＩ入了随机数　

代替时间戳来保证信息的有效性；同时为了防止片内静态秘　

・

５改进方案的安全性分析　

（１）抵御伪装攻击　

２１・　

维普资讯

ＭｉｃｒｏｃｏｍｐｕｔｅｒＡｐｐｌｉｃａｔｉｏｎｓ　Ｖｏ１．２４，Ｎｏ．６，２００８　

智能卡将计算　

ＲＥＳ＝ｆ（ＣＨＡ），Ｎ＝ｈ（Ｒａｎｄｏｍ，ＲＥＳ）　

ＤＵＩＤ＊＝　（尸　）０　ｈ（Ｒ０Ⅳ）；Ｂ：ｈ（Ｒ０　ｈ（Ｒ０．ｖ））；Ｃ：ｈ（Ｂ０．ｖ）；　

—　

研究与设计　微型电脑应用　２００８年第２４卷第６期　

当用户得到合法的智能卡，输入任意的数字密钥ＰＷ＊，　

（６）关键密钥动态生成　

本方案的关键密钥Ｎ是动态生成的，它不仅依赖于ＡＳ　

端的随机数Ｒａｎｄｏｍ，智能卡的芯片指纹，还与芯片指纹的　

输入激励有关。因此，如果入侵者获得了同一个用户的多次　

登录信息，也无法计算得到Ｎ的值。相对于Ｄａｓ等人方案中　

的静态密钥Ｙ具有更高的安全性。　

值得指出的是，该方案的主要运算是ｈａｓｈ运算，计算　

量小，比建立在公钥体制上的认证方案［７］有计算效率方面　

的优势，特别适用于受限的环境中。　

：ＰｒｅＮ；ＡＳ收到请求后计算　

Ｂ　＝ｈ（ＤＵＩＤ　￣ＲＥＳｃ∞）＝ｈ（ｈ（ＰＷ　）０ｈ（Ｒ０Ⅳ）０肛Ｓ∞）≠Ｂ　

那么Ｃ　＝ｈ（Ｂ　０Ⅳ）≠Ｃ，验证失败。因此该方案可以抵　

御伪装攻击。　

（２）抵御芯片复制攻击　

假设攻击者得到合法用户的智能卡，复制出包含ｈ　０，　

Ｒ，ＣＩＤ的智能卡，即使得到用户密码也不能通过认证。在　

预验证阶段，由于智能卡的芯片指纹不同，因此ｆ（）是不同　

的，复制的智能卡计算　

ＰｒｅＲＥＳ　＝ｆ　（ＣＩＤ），ＰｒｅＮ　ｈ（Ｒａｎｄｏｍ．ＰｒｅＲＥＳ　）智能卡　

６结论　

从以上的分析可看出，通过引入芯片指纹和随机数，本文　

改进的认证方案可有效地抵抗伪装攻击、芯片复制攻击、拒绝　

服务攻击、重传攻击、口令猜测攻击等从而较可靠地实现了ＡＳ　

ＡＳ：Ｐｒ　ｅＮ；认证服务器收到Ｐｒ　ｅＮ　后，得出　

Ｐｒ　ｅＮ　≠ｈ（Ｒａｎｄｏｍ，Ｐｒ　ｅＲＥＳ　），验证失败：　

同时在登陆和验证阶段，Ａｓ对用户的验证还是依赖于　

对ｕ的身份认证问题：同时，本方案还提出了口令更改算法，　

使得用户可方便地更改自己的口令而不用通知ＡＳ，在对系统安　

全度要求较高的环境中有着良好的应用前景。　

智能卡的芯片指纹。复制的智能卡无法通过认证。　

登陆时攻击者输入正确的Ｐｗ，复制的智能卡计算　

ＲＥＳ　＝ｆ　（ＣＨＡ），Ｎ　＝ｈ（Ｒａｎｄｏｍ，ＲＥＳ　），ＤＵＩＤ　＝　

（Ｐ　）０ｈ（Ｒ０Ｎ　Ｂ　＝ｈ（Ｒ０ｈ（Ｒ０Ｎ　））；Ｃ　＝ｈ（Ｂ　０Ⅳ　）。　

参考文献　

［１】Ｈ　Ｙ　Ｃｈｉｅｎ，Ｊ　Ｋ　Ｊａｎ，ＹＭ　Ｔｓｅｎｇ．Ａｎ　Ｅｆｉｆｃｉｅｎｔ　ａｎｄ　Ｐｒａｃｔｉｃａｌ　ｔｏ　

Ｒｅｍｏｔｅ　Ａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎ：Ｓｍａｒｔ　Ｃａｒｄ［Ｊ】．Ｃｏｍｐｕｔｅｒｓ　ａｎｄ　

Ｓｅｃｕｒｉｔｙ，２００２，２１（４）．　

Ｓ：（Ｄ　ＵＩＤ　，Ｃ　）．ＡＳ收到请求后计算　

Ｎ：ｈ（Ｒａｎｄｏｍ，ＲＥＳ），Ｂ　：ｈ（ＤＵＩＤ　＠ＲＥＳｃｗ）．得出　

Ｃ：ｈ（Ｂ　０Ⅳ）≠ｈ（Ｂ　０Ⅳ　），，即ｃ≠ｃ丰。所以即使攻击者得　

到正确的ＰＷ，用复制的智能卡也不能通过验证。　

（３）抵御拒绝服务攻击　

［２】Ｃｈｉｅｎ　Ｌ　Ｈ．ＳｅｃｕｒｉＷ　ｏｆ　Ｔｗｏ　Ｒｅｍｏｔｅ　Ｕｓｅｒ　Ａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎ　

该方案不是基于时间戳，而是引入随机数来保证消息的　

及时性，当攻击者拦截Ｌ３阶段的认证请求信息（ＤＵＩＤ，Ｃ），　

Ｓｃｈｅｍｅｓ　Ｕｓｉｎｇ　Ｓｍａｒｔ　Ｃａｒｄｓ［Ｊ】．ＩＥＥＥ　Ｔｒａｎｓ．ｏｎ　Ｃｏｎｓｕｍｅｒ　

Ｅｌｅｃｔｒｏｎｉｃｓ，２００３，４９（４）：１　１　９６２—１　１　９８．　

［３ｊ　Ｗｅｉ　Ｃｈｕｉ　Ｋｕ，Ｓｈｕａｉ　Ｍｉｎ　Ｃｈｅｎ．Ｗｅａｋｎｅｓｓ　ａｎｄ　Ｉｍｐｒｏｖｅｍｅｎｔ　

ｏｆ　Ｅｆｆｉｃｉｅｎｔ　Ｐａｓｓｗｏｒｄ　Ｂａｓｅｄ　Ｒｅｍｏｔｅ　ｕｓｅｒ　Ａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎ　

并延迟一段时间后再重新向ＡＳ传送该信息，仍能通过Ａｓ的　

有效性检查，从而使得Ａｓ为用户提供连续有效的服务。另外，　

当网络发生阻塞时，也不会发生拒绝服务。　

（４）抵御重传攻击　

Ｓｃｈｅｍｅ　Ｕｓｉｎｇ　Ｓｍａｒｔ　Ｃａｒｄ　Ｉ　Ｊ】．ＩＥＥＥ　Ｔｒａｎｓ．ｏｎ　Ｃｏｎｓｕｍｅｒ　

Ｅｌｅｃｔｒｏｎｉｃｓ，２００４，５０（１）．　

假设攻击者截获Ｌ３阶段的认证请求信息（ＤＵＩＤ，Ｃ），并　

假冒ｕ向Ａｓ重新发送（ＤＵＩＤ。Ｃ）。显然，当合法用户的验证　

［４］Ｄａｓ　ＭＬ，Ｓａｘｅｎａ　Ａ，Ｇｕｌａｔ　Ｖ　Ｐ．Ａ　ｄｙｎａｍｉｃ　ＩＤ—ｂａｓｅｄ　ｒｅｍｏｔｅ　

ｕｓｅｒ　ａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎ　ｓｃｈｅｍｅ［Ｊ】．ＩＥＥＥ　Ｔｒｎｓａ　Ｃｏｎｓｕｍｅｒ　

Ｅｌｅｃｔｒｏｎｉｃ，２００４，５０（２）：６２９—６３１．　

［５１　Ｂ．Ｇａｓｓｅｎｄ，Ｄ．Ｃｌａｒｋｅ，Ｍ．Ｖａｎ　Ｄｉｊｋ，ａｎｄ　Ｓ．Ｄｅｖａｄａｓ，Ｃｏｎｔｒｏｌ—　

ｌｅｄ　ｐｈｙｓｉｃｌａ　ｒｎｄｏｍ　ａｆｕｎｃｔｉｏｎｓ【Ａ】．Ｐｒｏｃｅｅｄｉｎｇｓ　ｏｆ１８ｔｈ　Ａｎ—　

ｎｕａｌ　Ｃｏｍｐｕｔｅｒ　Ｓｅｃｕｒｉｔｙ＂Ａｐｐｌｉｃａｔｉｏｎｓ　Ｃｏｎｆｅｒｅｎｃｅ［Ｃ】．Ｄｅｃｅｍ－　

ｂｅｒ　２００２　

通过后表项中的Ｒａｎｄｏｍ值为空或其他值。因此请求信息无　

法通过Ａｓ的验证。　

（５）抵御口令猜测攻击　

本方案采用的是动态ＩＤ，在用户ｕ登录远程系统时，　

向远程系统发送的登录信息中包含了用户的动态ＩＤ，也就　

是ＤＵＩＤ。而ＤＵＩＤ的值是由算式ＤＵＩＤ：ｈ（ＰＷ）０　（Ｒ０Ⅳ）计　

算得到的。不同的用户在同一时间登录系统会因为口令的值　

不相同，所得的动态ＩＤ值也不同，即使是同一个用户，在　

［６】Ｄａｉｈｙｕｎ　ｍ，Ｊａｅ　Ｗ．Ｌｅｅ，Ｂｌａｉｓｅ　Ｇａｓｓｅｎｄ，Ｇ．Ｅｄｗａｒｄ　Ｓｕｈ，　

Ｍａｒｔｅｎ　Ｖａｎ　Ｄｉｊｋ，ａｎｄ　Ｓｒｉｎｉｖａｓ　Ｄｅｖａｄａｓ．Ｅｘｔｒａｃｔｉｎｇ　Ｓｅｃｒｅｔ　

Ｋｅｙｓ　Ｆｒｏｍ　Ｉｎｔｅｇｒａｔｅｄ　Ｃｉｒｃｕｉｔｓ［Ｊ】．ＩＥＥＥ　ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎｓ　ｏｎ　ｖｅｒｙ．　

１ａｒｇｅ　ｓｃａｌｅ　ｉｎｔｅｒａｔｇｉｏｎ（ＶＬＳＩ）ｓｙｓｔｅｍｓ，２００５，１　３（１　ｏ）．　

不同时问登录相同的远程系统，也会因为Ｎ的不同导致动态　

ＩＤ的值不相间。因此，如果入侵者获得了同一个用户的多　

次登录信息，也无法计算出ＰＷ的ｈａｓｈ值，防止了入侵者进　

朱浩瑾，曾珍富．基于智能卡的椭圆曲线动态身份认证　

体制［Ｊ】．计算机工程．２００６，３２（２）：１３５—１３６，２０８．　

行离线或在线的口令猜测攻击。　

（收稿日期：２００７—１２－２１）　

・２２・　

本文标签： 认证用户攻击方案芯片