摘  要： 利用有色Petri網建模工具CPN tools中的查詢函數對安全屬性進行描述，搭建一個能夠覆蓋大部分安全性質的CPN查詢函數庫，提出一種基于CPN的通用和規范的安全協議形式化分析語言，該語言可以像用面向對象編程語言編程一樣對安全協議進行建模。
關鍵詞： 有色Petri網；安全協議；形式化分析；面向對象編程語言

　如何在一個無法確定的操作環境下，保證計算機間傳送信息的安全性，從而確保通信雙方主體之間的“信任”以及通信數據的秘密和完整，其中安全協議對保障網絡安全起到至關重要的作用。但一些著名的協議在使用了相當長的時間后，相繼被發現存在有若干安全漏洞。由于安全協議的運行是處于某種不安全的環境中，很難用人工識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。
　關于安全協議的形式化分析，國內外學者基于不同的模型進行了不少有益的研究。如Yasinsac提出的通用安全協議分析語言CPAL[1]、Millen開發的通用認證協議說明語言CAPSL[2]、李夢君等人用擴展Horn邏輯模型對安全協議進行分析和驗證方法[3]、懷進鵬等人用代數模型來研究協議的安全性[4]、WE等人基于有色Petri網CPN(Coloured Petri Net)提出一種集成的安全協議分析模型[5]。
　現有的方法大多針對個別協議進行分析，很少能夠通用于大部分的安全協議，并且大部分的方法還停留在理論上，缺少自動分析的工具[6]。
　本文利用CPN tools建模語言(CPN ML)中的查詢函數對安全屬性進行描述，然后對CPN tools工具在規范協議描述、簡化協議建模、自動檢測進行擴展三方面，搭建一個能夠覆蓋大部分安全性質的CPN查詢函數庫，提出一種基于CPN的通用和規范的安全協議形式化分析語言，該語言可以像用面向對象編程語言編程一樣對安全協議進行建模。
1 基于CPN的安全協議
1.1 有色Petri網(CPN)理論研究
　Petri網是一種可用于多種系統的圖形化、數學化建模工具，為描述和研究具有并行、異步、分布式和隨機性等特征的復雜系統提供了強有力的手段。
　作為一種圖形化工具，可以把Petri網看作與數據流圖和網絡相似的方法來描述系統模型；作為一種數學化工具，它可以用來建立狀態方程、代數方程和其他描述系統行為的數學模型。
在CPN模型中，有色標志表示系統中不同的資源，同時每個位置都與特定的顏色集綁定，表示該位置中只能存放相應顏色的標志。在弧上和變遷上標注的條件表達式和運算函數是用于解釋弧的權值、運算所用的顏色以及變遷觸發的條件。
　CPN tools是一個專用于有色Petri網編輯、模擬和分析的工具，除了有強大的CPN分析工具外，它還有簡潔緊湊的CPN圖形編輯工具，幾乎所有的CPN元素(除數據類型、變量申明外)都能在模型圖中表示。
　CPN是將Petri網具有相似性質的元素分類，用不同顏色區分不同類別，每一種顏色用一種標識符號來表示，將某種屬性賦予標記。

1.2 基于CPN的安全協議
　安全協議的形式化分析與驗證是一個復雜的過程，首先都要用形式化方法的語義對安全協議進行描述與建模。然而，從協議的非形式化描述，尤其是自然語言描述轉變成形式化說明的過程可能會有錯誤發生，將直接導致后續分析的不確定性。同時一些形式化方法的提出都是從個別安全協議出發來設計規范的術語，遇見了新的協議形式，再對原有規范加以擴展，這樣的形式化術語存在通用性差的問題。所以在進行安全協議的形式化描述與建模之前，需要采用通用的安全協議形式化說明加以規范。
　為了使得通用安全協議說明更加適合于Petri網方法，本文在CAPSL的基礎上抽象出通用安全協議的基本要素，在此基礎上建立與Petri網要素的一一對應，如表1所示。

2 對安全協議的描述和函數庫的創建
　CPN tools提供給每個變遷一個用CPN ML語言編程的程序編輯區。當變遷發生時，執行所編輯的程序，完成所需的功能。程序編輯區有三條固定的語句：input()、output()、action()，分別表示輸入參數、輸出參數和執行語句。
2.1 用CPN ML語言對安全屬性進行描述
　安全協議的重要安全性質包括：機密性、認證性、完整性。描述如下：
機密性：針對受保護的特定內容t的泄密狀態來進行定義：
PredAllNodes(fn n=>cf(t，Mark.Intruder′BUFF1 n)>0)
該函數表示搜索所有的狀態結點，如果有結點滿足斷言函數fn，說明機密信息t泄露。
認證性：實體經過解密或者驗證簽名來實現認證，并在其緩沖區中保留認證成功的證據，類型為AUT的顏色集colset AUT=with auth； 同時保留被認證者的身份的名稱。用查詢函數來定義：
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現的。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 搭建安全協議的CPN查詢函數庫
　先建立好一個函數模型庫，對應于常見的密碼學操作，并不斷地擴展。上層實體通過函數調用的方式，利用分層建模的設置子頁面工具將上層操作變遷與函數對應起來。
通用安全協議的功能層其實就是安全協議函數庫，即在底層先建立好一個函數模型庫，對應于常見的密碼學操作，并不斷地擴展。上層實體只需要通過函數調用的方式，利用分層建模的設置子頁面工具將上層操作變遷與函數對應起來就可以了。
　在上面描述和對擴展的基礎上，建立一個安全性質查詢函數庫。本文建立了一個能夠覆蓋絕大部分安全性質的查詢函數庫，用戶只需要調用相應函數即可完成協議的相關安全性質的檢查而不需要自己利用CPN ML語言編寫查詢函數。
2.3 一種基于CPN的通用安全協議形式化分析方法
　本項目利用前面基于CPN的安全協議描述、對CPN tools的擴展、CPN的安全協議操作函數庫的建立，再結合實體模型中類似面向對象的類、派生對象概念，利用通用和規范的方法建模，提出一種基于CPN的通用安全協議形式化分析語言，該語言使用時就像用面向對象編程語言進行編程一樣方便有效。
基于CPN的安全協議形式化分析語言工作流程圖如圖1所示。

　針對具體協議，將安全屬性用CPN ML查詢函數進行形式化描述：首先用斷言函數定義不安全狀態，即協議滿足安全屬性時不可能出現的狀態，如會話密鑰泄露時的狀態；再定義搜索函數對狀態空間的所有狀態進行斷言函數的測試，尋找符合的結點標識；最后運行搜索查詢函數，分析實驗結果。
3 應用舉例
　本文以ASW(Asokan-Shoup-Waidner)協議為例，利用本文提出的基于CPN模型對協議的安全性進行分析。
3.1 基于CPN模型對協議建模
　ASW協議由exchange、abort、resolve_A和resolve_B 4個子協議構成。在正常情況下，只執行exchange子協議。僅當A或B認為協議執行出現問題時，才執行其他子協議。
協議的exchange子協議具體描述如下：
　EOO=(me1，Na)；EOR=(me1，me2，Nb)；EOD=affidavit_token
　其中，Na、Nb分別為A與B生成的臨時值；m為A向B發送的電子郵件；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子協議中，如圖2所示，Alice生成me1并發送給B。如果A在合理的時間范圍內沒有收到me2，A將異常終止協議；否則，A將me3發送給B。如果等待me4的時間超時了，A將異常終止協議并激活resolve_A子協議；否則，exchange子協議成功運行結束。函數gen_time(result)隨機生成了一個延遲時間。條件if temptime<timeout， then 1′1 else 1′0判斷超時是否發生。在這個模型中，由于使用了隨機數作為延遲時間，超時的發生是隨機的。如果me1的接收是超時的,Bob將退出協議，否則Bob生成臨時值Nb，并將me2發送給A。接著，如果B沒有及時收到消息me3，B將激活resolve_B子協議，否則，B將消息me4發送給A。

3.2分析和驗證
　本文分別針對在exchange子協議異常終止和正常結束的兩種情況下進行模型檢測。因此在計算完全部狀態空間后，修改了函數fun Verif_Fairness，分別執行了以下兩個ML查詢函數：
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fun Verif_Fairness_suc查詢的是在exchange子協議正常結束的情況下，是否有不滿足公平性的狀態。結果為0，說明當exchange子協議成功結束后，協議滿足可追究性和公平性。相反，fun Verif_Fairness_fail的查詢結果列出了一些不安全狀態，說明當協議異常終止后，不滿足安全性。
　本文將面向對象方法及其概念(如類、對象、函數等)引入建模中，并直接嵌入通用安全協議描述中，以此為基礎的協議建模就具有了抽象、重用、繼承等性質，簡化了建模過程，使得圖型化的CPN建模能夠像面向對象編程語言一樣方便和有效。利用CPN tools提供的復制和分層次工具實現函數調用以及派生實體的快速建模，將面向對象思想中的派生實體與函數調用思想應用于建模過程中。本文提出通用的安全協議分析語言，具有通用性、易用性、圖形化等特點。
參考文獻
[1] 李夢君，李舟軍，陳火旺.安全協議的擴展Horn邏輯模型及其驗證方法[J].計算機學報，2006，29(9)：1666-1678.
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[3] 馮登國，范紅．安全協議理論與方法[M].北京：科學出版社，2003.
[4] YASINSEC A. A formal semantics for evaluating cryptographic protocols[D]. University of Virginia， 1996.
[5] MILLEN J. CAPSL： common authentication protocol specification language [R]. Technical Report MP97B48， The MITRE Corporation， 1997.
[6] Wei Jin， Su Guiping. An integrated model to analyze cryptographic protocols with colored Petri Nets. In Proceeing[C]. 11th IEEE Symposium on  High Assurance Systems Engineering Symposium，2008.