Partial Key Exposure Attacks on RSA up to
Full Size Exponents
Matthias Ernst1,Ellen Jochemsz2?,
Alexander May1?,and Benne de Weger2?
1Faculty of Computer Science,Electrical Engineering and Mathematics,
University of Paderborn,33102Paderborn,Germany
{alder,alexx}@uni-paderborn.de
2Department of Mathematics and Computer Science,
Eindhoven University of Technology,Eindhoven,The Netherlands
{e.jochemsz,b.m.m.d.weger}@tue.nl
Abstract.We present several attacks on RSA that factor the modulus
in polynomial time under the condition that a fraction of the most sig-
ni?cant bits or least signi?cant bits of the private exponent is available
to the attacker.Our new attacks on RSA are the?rst attacks of this
type that work up to full size public or private exponent.
Keywords:RSA,cryptanalysis,partial key exposure,lattice reduction,
Coppersmith’s method.
1Introduction
There have been a number of attacks on RSA given a portion of the private key. These attacks are so-called partial key exposure attacks,where an attacker has some knowledge of the bits of the private key and uses it to break the system. The results are of practical interest,since implementations may leak bits of the private key,e.g.via side channel attacks.
In1998,Boneh,Durfee and Frankel presented several partial key exposure attacks on RSA in[2].Some of these attacks require knowledge of the least signi?cant bits(LSBs)of the private exponent,others of the most signi?cant bits (MSBs).Additionally,in their attacks,the public exponent must be relatively small.Wiener’s attack[12]and the improvement by Boneh and Durfee[1]can be seen as partial key exposure attacks where the most signi?cant bits of the private exponent are known to be equal to zero.
In[2]the question is posed whether there exist partial key exposure attacks on RSA that work for public exponents larger than the square root of the modulus. In2003,Bl¨o mer and May[3]described a number of attacks that do allow larger
public exponents,but not yet to the full size of the modulus.In this paper we present attacks for full size public exponent that work up to full size private exponent.Additionally,we present a new attack for full size private exponent that works up to full size public exponent.
Our attacks use Coppersmith’s ideas of?nding small roots of polynomials [4].We look at variations on the RSA key equation over the integers,using Coppersmith’s method of?nding small integer roots,reformulated by Coron[5].
Our new results on known MSBs of d for small private exponent d and full size public exponent e are summarized in the following theorem.
Theorem1(MSB small d).Under a common heuristic assumption concern-ing resultants,for every?>0,there exists n0such that for every n>n0,the following holds:
Let N=pq be an n-bit RSA-modulus,and p,q primes of bitsize n
6?11+6β??(Section4.1.1),or
–δ≤3
16
(Section4.1.2),or
–δ≤1
3
β?14β2+2β?2??andβ≥11
2,N].Our result is stated in the theorem below.
Theorem2(MSB small e).Under a common heuristic assumption concern-ing resultants,for every?>0,there exists n0such that for every n>n0,the following holds:
Let N=pq be an n-bit RSA-modulus,and p,q primes of bitsize n
2<α<1.Let e,d satisfy ed≡1modφ(N),such that bitsize(d)=n and
bitsize(e)=αn.
Given the(1?δ)n MSBs of d,N can be factored in polynomial time if:
–δ≤1
3
α?14α2+2α?2??(Section4.2).
In Fig.1and2we illustrate our results on known MSBs of d.In Fig.1,the fraction of bits required for an attack is plotted as a function of the size of d.It shows the parts of the key space that are insecure by the attacks in Section4.1, and by the results of[12]and[1].Fig.2is a picture of the relation between the fraction of bits of d required for an attack and the size of e,showing the results of[2],[3],and Section4.2.
Note that our attacks for known MSBs have natural starting and ending points.One MSB attack on small d coincides with the bound d≤N0.284from [1],the other runs up to the situation where d is of full size and is fully known. This links our results to that of May[9],proving a deterministic polynomial time equivalence between factoring and full knowledge of d.Our MSB attack on small e is a natural extension of the results of[2]and[3].
Β log N d
Β ? Β fraction of
d that is Fig.1.MSB attacks for small d 1Α log N e
? fraction of d that Fig.2.MSB attacks for small e
Our new result on known LSBs for relatively small d and full size e is as follows.
Theorem 3(LSB small d ).Under a common heuristic assumption concern-ing resultants,for every ?>0,there exists n 0such that for every n >n 0,the following holds:
Let N =pq be an n -bit RSA-modulus,and p ,q primes of bitsize n
6
?
1
1+6β??(Section 4.3).
Fig.3illustrates our result on known LSBs.The fraction of bits required for an attack is plotted as a function of the size of d .Fig.4is a picture of the relation between the fraction of bits required for an attack,and the size of e ,showing the work of [2]and [3].Analysis of our LSB method in the case where e is small results in a bound equivalent to the
best result of [3].
Β log N d
Β ?
Β fraction of d that is Fig.3.LSB attacks for small d 1Α log N e
? fraction d that Fig.4.LSB attacks for small e
Again,notice that the starting point of our new LSB attack for small d coincides with the bound d≤N0.284from[1].
The bounds of Section4.1.1and4.3show a symmetry in the outcomes of the MSB and LSB situations for small d.Likewise,the bound of Section4.2and the second bound of Section4.1.2show a symmetry in the outcomes of the MSB cases for small d and small e.This is a result of the general character of our method. Instead of studying only special scenarios,we analyze the underlying polynomials in a general framework,which also makes it possible to study numerous old and new cryptanalytic situations,on which we shall comment in Section4.4.
Our results can be viewed as evidence that side channel attacks are even more dangerous to RSA than we already knew.In essence,we show that there exist partial key exposure attacks up to full size exponents,hence if either e or d is chosen to be signi?cantly smaller thanφ(N),the system is vulnerable to this type of attacks.This can be understood as a warning to crypto-designers to choose both private and public exponent at random,or take su?cient countermeasures to prevent private key bits from leaking.
This paper is organized as follows.In Section2,we describe the typical RSA setting and show how we derive polynomials with small roots from the RSA key equation when MSBs or LSBs of the private exponent d are known.In Section3,we give an overview of the tools we use to?nd the small roots of these polynomials.In Section4we give the description of our attacks,proving the results of Theorem1,2,and3.In Section5,experimental results are provided. 2Looking at the RSA Key Equation
Let p,q,N,d,e be as usual,i.e.p and q are distinct primes,N=pq is taken as modulus,and the encryption exponent e and decryption exponent d satisfy ed≡1modφ(N).For all of the attacks in this paper,we assume that p and q
√
have the same bitsize,thus p+q<3
φ(N) When MSBs of d are known,we write d=?d+d0,where?d(representing the most signi?cant bits of d)is known to the attacker,but d0(representing the least signi?cant bits of d)is not.To make this precise,letβandδbe parameters such that d≤Nβ,and|d0|=|d??d|≤Nδ. For the MSB case,we can thus rewrite the RSA key equation into e(?d+d0)?1=k(N?(p+q?1)). Hence,the polynomial f MSB1(x,y,z)=ex?Ny+yz+R,where R=e?d?1, has a root(x0,y0,z0)=(d0,k,p+q?1).Let X:=Nδ,Y:=Nβ,and Z:=3N1 as an approximation to k,and set N k0=k??k as the unknown part of k.It can be shown(as was done in[3]) that|k0| 2,we have|x0| When LSBs of d are known,the attacker knowsˉd≡d mod M for some M, and we write d=ˉd+d1M,whereˉd and M are known,and d1is not.We assume that d≤Nβ,and d1≤Nδ.We have no approximation of k in this case,so we rewrite the RSA key equation as e(d1M+ˉd)?1=k(N?(p+q?1)). Thus, f LSB(x,y,z)=eMx?Ny+yz+R,with R=eˉd?1, has a root(x0,y0,z0)=(d1,k,p+q?1).Using X:=Nδ,Y:=Nβ,and Z:=3N1 √ Howgrave-Graham’s lemma is usually combined with LLL reduction of lat-tice bases[7]. Fact1(LLL).Let L be a lattice of dimensionω.In polynomial time,the LLL-algorithm outputs two reduced basis vectors v1and v2,that satisfy ||v1||≤||v2||≤2ωω?1. Thus,the condition2ωω?1 ωimplies that polynomials corresponding to the two shortest reduced basis vectors match Howgrave-Graham’s bound.This condition reduces to det(L)≤(2?ω√ 6?1 1+6β??. Recalling the situation where we do not use an approximation of k,we want to ?nd a small root(x0,y0,z0)of the polynomial f MSB1(x,y,z)=ex?Ny+yz+R. Our?rst observation is that f MSB1is irreducible over the integers.Thus, if we could construct two polynomials f1,f2with the same root(x0,y0,z0) which are not multiples of f MSB1,then they do not share a common divisor with f MSB1.Hence,the polynomials p1(y,z)=Res x(f MSB1,f1)and p2(y,z)= Res x(f MSB1,f2)cannot be the zero polynomials.Under the heuristic that the resultant Res y(p1,p2)does not vanish,we obtain z0=p+q?1from a lin-ear factor(z?z0)in Res y(p1,p2),which gives us the factorization of N.All attacks in this paper have a similar heuristic concerning resultants,common in cryptanalysis using multivariate polynomials.Therefore we will use the following assumption. Assumption1.The resultant computations for the polynomials in this paper yield non-zero polynomials. We will comment on how this assumption holds in practice in Appendix D, where we also provide experimental results. Now let us?nd conditions under which we can construct f1and f2as de?ned above.Let X,Y,Z be upper bounds for x0,y0,z0,respectively.We?x an integer m depending on1 √ whereρis the maximum degree of the polynomials h and f MSB1in each variable separately.If we let terms that do not depend on n contribute to?,we?nd that a linear combination with norm smaller than n cannot be a multiple of f MSB1, and must satisfy Howgrave-Graham’s bound. We build a lattice L using as a basis the coe?cient vectors of g ijk(xX,yY,zZ), h ijk(xX,yY,zZ),g′ijk(xX,yY,zZ)and h′ijk(xX,yY,zZ).We order the vectors such that the matrix is triangular,and the diagonal entries of g and h are equal to(XY)m Z m+t.For m=t=1,after dividing out XY Z2for simplicity,the coe?cient matrix is the following(the rows correspond to the coe?cient vectors of h,g,h′,and g′,respectively). z xz yz21x y yz x2z xyz2y2z3x2xy y2y2z xyz y2z2↓↓↓↓↓↓↓↓↓↓↓↓↓↓↓↓1aX cY Z bY aX cY Z bY 1 1aX bY cY Z aX bY cY Z 1 bY aX cY Z W X2Z W Y2Z3 W X2 W Y2 W XY Z 2and W=max{eX,NY,Y Z,R}≥NY=N1+β.We?nd an optimal valueτ=1 6?11+6β.Thereby,we have derived the?rst result of Theorem1. 4.1.2Attack using f2 We will now show how to obtain the second and third result mentioned in Theorem1,namely that we have a polynomial time MSB attack whenever δ≤3 16 ,orδ≤ 1 3 β? 1 4β2+2β?2??andβ≥ 11 We?x an integer m depending on1 2},and Z=3N1 2?δ?γ3γ+13 16,valid forβ≤11 2 ,we getδ≤1 3 β? 14β2+2β?2,valid forβ≥11 3+ 1 3 2 . We can again use f MSB 1(x,y,z )=ex ?Ny +yz +R ,now with |d 0| |k | 1 6?1 1+6α.This result only holds for α>12, from [2,Theorem 4.1],we can assume that k is known,and the polynomial to be analyzed becomes bivariate.Since our attack using f MSB 1obtains a worse bound than the one using f MSB 2,it is not mentioned in Theorem 2. When we use partial information on k ,where k is partly unknown (so α>1 2},and |p +q ?1| 1 3γ+ 1 3 2), we obtain the condition δ<3+4α?4α2 2,δ< 3+4α?4α 2 2,so we get no result.If γ=α?1 3 + 1 3 √ 6 ? 1 1+6β??. The polynomial f LSB (x,y,z )=eMx ?Ny +yz +R ,where R =e ˉd ?1,has the same monomials as f MSB 1.So we can directly apply the analysis of Section 4.1.1.We use X 1+3τY 2+3τZ 1+3τ+3τ2 ≤W 1+3τ, on X =N δ,Y =N β,Z =3N 1 6? 1 1+6β,which concludes the proof of Theorem 3.If we adapt the LSB attack for the situation when e is not of full size,we get exactly the result from Bl¨o mer and May in [3,Section 6].4.4 Other Applications of the General Method We have already mentioned that the analysis of the approaches using f MSB 1and f MSB 2is general,in the sense that for every irreducible polynomial with the monomials 1,x,y,yz ,the inequality X 1+3τY 2+3τZ 1+3τ+3τ2 ≤W 1+3τde?nes the condition for a successful (heuristic)attack.Also,for every irreducible poly-nomial with the monomials 1,x,y,yz,z ,the condition X 2+3τY 3+6τ+3τ2 Z 3+3τ≤W 2+3τimplies a successful (heuristic)attack.As a consequence,many known attacks on RSA are special cases of our general framework. As could be seen in Fig.1,and 3,one MSB attack and one LSB attacks for small d coincide with the bound d (x0,y0,z0)=(d,k,p+q?1)has the same monomials as f MSB1.Therefore,we can substitute X,Y=Nβ,Z=3N1 6?17≈0.284.To get the improved Boneh-Durfee bound one has to use sublattices.We leave this for further research. Fig.1also shows that the graph of our(asymptotic)attack of Section4.1.2 goes up toβ?δ hours to reduce. 4 We performed the MSB2attack on small e forα=0.7,δ=0.08(e.g.8%of d is unknown),using m=2,t=2.The reduction of the50-dimensional lattice took23 References 1.Dan Boneh and Glenn Durfee:Cryptanalysis of RSA with Private Key d Less Than N0.292,IEEE Transactions on Information Theory46[2000],1339–1349. 2.Dan Boneh,Glenn Durfee and Yair Frankel:An Attack on RSA given a Small Fraction of the Private Key Bits,Proceedings of ASIACRYPT1998,LNCS 1514[1998],25–34. 3.Johannes Bl¨o mer and Alexander May:New Partial Key Exposure Attacks on RSA,Proceedings of CRYPTO2003,LNCS2729[2003],27–43. 4.Don Coppersmith:Small Solutions to Polynomial Equations and Low Expo- nent RSA Vulnerabilities,Journal of Cryptology10[1997],233–260. 5.Jean-S′e bastien Coron:Finding Small Roots of Bivariate Integer Equations Revisited,Proceedings of EUROCRYPT2004,LNCS3027[2004],492–505. 6.Nick Howgrave-Graham:Finding Small Roots of Univariate Modular Equa- tions Revisited,Cryptography and Coding,LNCS1355[1997],131–142. 7.Arjen Lenstra,Hendrik Lenstra,Jr.,and L′a szl′o Lov′a sz:Factoring Polynomials with Rational Coe?cients,Mathematische Ann.261[1982],513–534. 8.Alexander May:Cryptanalysis of Unbalanced RSA with Small CRT- Exponent,Proceedings of CRYPTO2002,LNCS2442[2002],242–256. 9.Alexander May:Computing the RSA Secret Key is Deterministic Polynomial Time Equivalent to Factoring,Proceedings of CRYPTO2004,LNCS3152 [2004],213–219. 10.Victor Shoup:NTL:A Library for doing Number Theory,online available at https://www.doczj.com/doc/a99753162.html,/ntl 11.Benne de Weger:Cryptanalysis of RSA with Small Prime Di?erence,Ap- plicable Algebra in Engineering,Communication and Computing13[2002], 17–28. 12.Michael Wiener:Cryptanalysis of Short RSA Secret Exponents,IEEE Trans- actions on Information Theory36[1990],553–558. A The bound X1+3Y2+3Z1+3+32≤W1+3 In this appendix,we show how to obtain the bound X1+3τY2+3τZ1+3τ+3τ2≤W1+3τfor the attack using f MSB1(Section4.1.1). In Section4.1.1,we described how to construct the lattice.The matrix con-taining the basis vectors is triangular and has the following diagonal entries (corresponding to the polynomials g,h,g′and h′,respectively): X m Y m Z m+t for i=0,...,m;j=0,...,m?i;k=0,...,j X m Y m Z m+t for i=0,...,m;j=0,...,m?i;k=j+1,...,j+t X m+i Y m+j Z m+t+k W for i=0,...,m+1;j=m+1?i;k=0,...,j X m+i Y m+j Z m+t+k W for i=0,...,m+1;j=m+1?i;k=j+1,...,j+t Since we have to optimize t in terms of m,we put t=τm.Elementary compu-tations show that the dimension of L is 1 ω= and that det(L)=X16(m4(1+3τ)+m3(11+18τ)+o(m3))·Z16(m2(3+6τ)+o(m2)). When we apply LLL-reduction to our lattice,the polynomials f1(x,y,z)and f2(x,y,z)corresponding to the shortest two vectors in the reduced basis sat-isfy f1(x0,y0,z0)≡0mod n and f2(x0,y0,z0)≡0mod n.In order to apply Howgrave-Graham’s lemma,we explained in Section3that det(L)≤(2?ω√ (m3(2+3τ)+m2(15+15τ))+o(m2), 6 and the determinant of L is equal to X16(m4(2+5τ+3τ2)+m3(18+36τ+18τ2)+o(m3))·Z16(m2(6+6τ)+o(m2)). When we apply LLL-reduction to our lattice,the polynomials f1(x,y,z)and f2(x,y,z)corresponding to the shortest two vectors in the reduced basis sat-isfy f1(x0,y0,z0)≡0mod n and f2(x0,y0,z0)≡0mod n.In order to apply Howgrave-Graham’s Lemma,it must hold that det(L)≤(2?ω√ N≤N2β?1 N?z)?1has the same monomials as , f MSB1.When we substitute X,Y=Nδ,Z=N2β?1 4 we have W=N1+δ.Using X1+3τY2+3τZ1+3τ+3τ2≤W1+3τ,we getδ≤1 3 (β+ 3 2. As the function has the same monomials as f MSB1,one can use the same inequality to conclude that the attack works forδ<5 3 √ 2}=δ+κ,we obtain the boundδ≤3?4κ?4κ2 16+16κ .In the case γ=β?1 3+1 3 16+16κ. Naturally,equivalent bounds can be derived when d is full size and e is not. D More Experimental Results In addition to Section5,we now show more experimental results.The experi-ments we did for this appendix are only for m=1and m=2,which means the lattices are relatively small and the lattice reduction can be performed in a matter of seconds or minutes.In the full version of this paper,experiments for larger parameters will be included. As in Section5,the experiments are performed on a server containing two Pentium III processors of1000Mhz,and all the lattice basis reductions are done using Shoup’s NTL[10].In contrast to the experimental results mentioned in Section5,we assume here that we have a256bit modulus.So one has to keep in mind that for N≈21024,the running time of the LLL-procedure will be longer. As the bounds onδstated in Theorem1and2are asymptotic bounds,the goal of the tables in this appendix is to provide some intuition of what bounds onδour attacks can achieve in practice.For example,the table in Fig.5shows that forβ=0.3,the asymptotic bound of the attack using f MSB1from Section 4.1.1isδ<0.28??.When we use the parameters m=2,t=1,our attack works forδ<0.21.The attack involves a lattice of dimension30,which takes approximately25seconds to reduce. This example is one of the three so-called’typical cases’of Section5.These are examples where the bound onδthat we obtain in practice exceeds the asymptotic bounds of other known attacks.In the tables in this appendix,the typical cases are written in bold. For the choice of t,recall from Section4.1.1that t=τm,and that we use τ=1 2?δ?γ 2,using a larger t gives a better bound onδin the experiments(as can be seen in Fig.7). βm=1 asympt.t=1t=0t=2 0.280.190.190.21 0.250.140.140.16 0.220.110.090.15 0.190.100.050.12 0.170.0800.11 0.140.0800.11 0.120.0400.10 0.10000.06 0.07000.01 0.05000 0.03000 0.01000 102230 LLL(sec):23100 Fig.5.Experiments f MSB1for small d βm=1 asympt.t=1t=3t=1 0.300.190.200.190.19 0.190.160.160.16 0.400.120.120.140.15 0.190.110.120.13 0.500.080.120.120.13 0.190.110.120.13 0.600.050.110.110.13 0.190.050.060.08 0.700000.05 0.14000 0.800000 0.08000 0.900000 0.03000 Dimension:203240 LLL(sec):740180 δm=2 t=0t=2t=0t=2 0.500.330.400.37 0.550.170.230.210.24 0.270.140.180.16 0.650.020.100.070.13 0.180.020.040.04 0.750000.02 0.11000 0.850000 0.05000 0.950000 14263050 11333520 Fig.7.Experiments f MSB2for small e Having done some experiments,we can now comment on Assumption1.Let g(x,y,z)and h(x,y,z)be polynomials that correspond to LLL-reduced vectors in our method,for which Howgrave-Graham’s bound is satis?ed.If g(x0,y0,z0)= h(x0,y0,z0)=0,but the resultant computations with g and h yield the zero-polynomial,then Assumption1does not hold.Therefore,we performed some tests to see how often this occurs.We found that for approximately0.1%of pairs (g,h)the heuristic failed.This does not mean that the method will always fail in these https://www.doczj.com/doc/a99753162.html,ually,there are several vectors that satisfy Howgrave-Graham’s bound,hence if one pair fails,other pairs can yield the solution. Experiments also show that the theoretical bound under which our methods works,det(L)≤(2?ω√ 41 ω )ω?1,when it is known that LLL-reduction achieves much better bounds in practice,and to the fact that we use the LLL-bound for the second smallest reduced vector.In practice,we experienced that our method works until we come close to det(L)≤nω(the bound for the?rst reduced vector to be small enough,omitting the constant term). 基础支撑平台 第一章统一身份认证平台 一、概述 建设方案单点登录系统采用基于Liberty规范的单点登录ID-SSO系统平台实现，为数字化校园平台用户提供安全的一站式登录认证服务。为平台用户以下主要功能： 为平台用户提供“一点认证，全网通行”和“一点退出，整体退出”的安全一站式登录方便快捷的服务，同时不影响平台用户正常业务系统使用。用户一次性身份认证之后，就可以享受所有授权范围内的服务，包括无缝的身份联盟、自动跨域、跨系统访问、整体退出等。 提供多种以及多级别的认证方式，包括支持用户名/密码认证、数字证书认证、动态口令认证等等，并且通过系统标准的可扩展认证接口（如支持JAAS），可以方便灵活地扩展以支持第三方认证，包括有登录界面的第三方认证，和无登录界面的第三方认证。 系统遵循自由联盟规范的Liberty Alliance Web-Based Authentication 标准和OASIS SAML规则，系统优点在于让高校不用淘汰现有的系统，无须进行用户信息数据大集中，便能够与其无缝集成，实现单点登录从而建立一个联盟化的网络，并且具有与未来的系统的高兼容性和互操作性，为信息化平台用户带来更加方便、稳定、安全与灵活的网络环境。 单点登录场景如下图所示： 一次登录认证、自由访问授权范围内的服务 单点登录的应用，减轻了用户记住各种账号和密码的负担。通过单点登录，用户可以跨域访问各种授权的资源，为用户提供更有效的、更友好的服务；一次性认证减少了用户认证信息网络传输的频率，降低了被盗的可能性，提高了系统的整体安全性。 同时，基于联盟化单点登录系统具有标准化、开放性、良好的扩展性等优点，部署方便快捷。 二、系统技术规范 单点登录平台是基于国际联盟Liberty规范（简称“LA”）的联盟化单点登录统一认证平台。 Liberty规范是国际170多家政府结构、IT公司、大学组成的国际联盟组织针对Web 单点登录的问题提供了一套公开的、统一的身份联盟框架，为客户释放了使用专用系统、不兼容而且不向后兼容的协议的包袱。通过使用统一而又公开的 Liberty 规范，客户不再需要为部署多种专用系统和支持多种协议的集成复杂度和高成本而伤脑筋。 Liberty规范的联盟化单点登录SSO（Single Sign On）系统有以下特点： (1). 可以将现有的多种Web应用系统联盟起来，同时保障系统的独立性，提供单点 登录服务； Windows 2008 R2 远程桌面服务 （一）安装远程桌面服务 先说明一下：安装终端服务最好在域中的计算机上进行，一是可以方便的添加用于访问该服务的用户；二是可以方便的发布RemoteApp程序；三是可以减少用户的认证次数。但不要在域控制器上安装终端服务，这会造成很大的安全隐患，终端服务会打开服务器的3389端口，这个黑客最喜欢的端口会给你的域控制器带来很大的麻烦。微软的测试环境搭设：一台windows 2008域控制器，一台windows 2008终端服务器，一台windows 7客户端。 关于windows 2008的终端服务的解释，就不说了，微软的Technet上说的很详细。 https://www.doczj.com/doc/a99753162.html,/zh-cn/library/dd640164(WS.10).aspx。 Windows 2008微软的终端服务比windows 2003强了很多。Windows 2008终端服务的角色服务有：Windows 2008 R2 64位的终端服务现在已改为远程桌面服务，其实功能还是差不多，只是换了个名称而已。 ●远程桌面会话主机（必选，用户使用该功能访问服务器资源） ●远程桌面虚拟化主机（RemoteApp功能） ●远程桌面授权（终端服务访问许可证，不申请最多可以使用120天） ●远程桌面连接代理（负载平衡） ●远程桌面网关（可以通过Internet访问RemoteApp程序） ●远程桌面Web访问（用户使用IE浏览器通过内网或外网访问RemoteApp 程序） 主要的改变在两点，多了RemoteApp和远程桌面Web访问。其实还有远程桌面网关，不过远程桌面网关也是为远程桌面Web访问服务的。远程桌面网关支持从Internet访问，我没有申请的域名，因此就不测试了。 使用域管理员帐号登录，开始安装 1、安装windows 2008终端服务 服务管理器—添加角色，下一步。选择“远程桌面服务”，下一步。 XXXX学院网络统一身份认证计费管理系 统建设方案 2016年03月 目录 一．计费系统设计规划 (2) 二．方案建设目标 (2) 三．总体方案 (3) 1.方案设计 (3) A.方案（串连网关方式） (3) B.方案（旁路方式+BRAS，BRAS产品） (4) 四．认证计费管理系统与统一用户管理系统的融合 (8) 4.1统一用户管理系统的融合 (8) 4.2一卡通系统的融合 (9) 4.3用户门户系统的融合 (9) 五．认证计费管理系统功能介绍 (9) 六．用户案例 (14) 6.1清华大学案例介绍 (14) 6.2成功案例-部分高校 (16) 6.3系统稳定运行用户证明 (16) 七.实施方案 (16) 7.1实施前准备工作 (16) 7.2认证计费系统安装 (16) 7.3实施割接前测试工作 (16) 7.4实施中割接、割接后测试工作 (17) 一．计费系统设计规划 XXXX技术学院整体用户规模设计容量为10000用户，同时在线用户规模为5000人，具有多个出口线路；网络特点呈现高带宽，高用户，多种接入方式使用人群，并且在未来还会以多种网络架构存在（有线，无线）。因此安全认证管理计费系统的设计要充分考虑系统性能满足出口带宽容量，同时也必须能满足复杂的接入模式，多种灵活的控制计费策略。 在充分满足IPv4用户的认证计费需求的前提下，设计要考虑对实现IPv6+IPv4双栈认证计费及日志采集等功能需求，同时还需要满足无线和有线认证的融合统一认证管理模式；目前学校已经使用一卡通系统，安全认证计费管理系统必须和一卡通系统实现对接，能支持未来的数字化校园，能够融合到统一身份认证平台。 有线网和无线网是实现账户统一，避免一个用户需要多账户登录有线网和无线网的情况，并可通过上网账户认证实现与校园门户系统、校园一卡通系统的平滑对接，实现用户账号的同步关联。 二．方案建设目标 针对目前学校对于用户认证计费系统的需求，通过安全认证网络管理计费系统，搭建一套包括用户接入、认证、计费及用户管理的综合平台，为校园网提供功能完善、可靠和高性能适合的宽带接入管理计费解 身份认证、接入控制解决方案 金盾身份认证、接入控制解决方案以身份识别，杜绝非法入侵和接入保护为 主要设计理念，金盾准入控制保护系统是金盾软件公司独创的，国际领先的 产品功能，是产品的核心功能之一，具有实施简单，主动发现、自动防御、效果显著等特点，极大提升了内网的防御能力和用户的体验效果。 方案简介 □如何防止非授权终端的接入内部局域网窃取涉密资料？ □如何防止“黑户”电脑和“问题“笔记本擅自进入内部网络成为传播病毒的源头? □ 如何防止假冒身份的非法计算机带入内网肆意访问内部办公系统？ 方案功能 安全状态评估 □终端补丁检测：评估客户端的补丁安装是否合格，包括：操作系统(Windows 98/me/2000/XP/2003/Vista/win7/2008 )。 □客户端版本检测：检测安全客户端的版本，防止使用不具备安全检测能力的客户端接入网络，同时支持客户端自动升级。 □终端运行状态实时检测：可以对上线用户终端的系统信息进行实时检测，发现异常客户端或被卸载时自动阻断网络，强制安装。 □终端防病毒联动：主要包含两个方面，终端用户接入网络时，检查其计算机上防病毒软件的安装运行情况以及病毒库和扫描引擎版本是否符合安全要求等，不符合安全要求可以根据策略阻止用户接入网络或将其访问限制在隔离区。 □端点用户接入网络后，定期检查防病毒软件的运行状态，如果发现不符合安全要求可以根据策略强制让用户下线或将其访问限制在隔离区。 安全接入审核 □强身份认证：非授权用户接入网络需要身份认证，在用户身份认证时，可绑定用户接入IP、MAC、接入设备IP、端口等信息，进行强身份认证，防止帐号盗用、限定帐号所使用的终端，确保接入用户的身份安全。 □网络隔离区：对于安全状态评估不合格的用户，可以限制其访问权限，被隔离到金盾网络隔离区，待危险终端到达安全级别后方可入网。 □软件安装和运行检测：检测终端软件的安装和运行状态。可以限制接入网络的用户必须安装、运行或禁止安装、运行其中某些软件。对于不符合安全策略的用户可以记录日志、提醒或隔离。 □终端授信认证：对于外来计算机由于业务需要接入内网或者访问Internet时，针对对方IP、MAC等端口做授信暂时放行。 □内网安全域：可以限制用户只能在允许的时间和网络IP段内（接入设备和端口）使用网络。 统一身份认证及访问控制 技术方案 1.方案概述 1.1. 项目背景 随着信息化的迅猛发展，政府、企业、机构等不断增加基于Internet/Intranet 的业务系统，如各类网上申报系统，网上审批系统，OA 系统等。系统的业务性质，一般都要求实现用户管理、身份认证、授权等必不可少的安全措施；而新系统的涌现，在与已有系统的集成或融合上，特别是针对相同的用户群，会带来以下的问题： 1)如果每个系统都开发各自的身份认证系统将造成资源的浪费，消耗开发成本，并延缓开发进度； 2)多个身份认证系统会增加整个系统的管理工作成本； 3)用户需要记忆多个帐户和口令，使用极为不便，同时由于用户口令遗忘而导致的支持费用不断上涨； 4)无法实现统一认证和授权，多个身份认证系统使安全策略必须逐个在不同的系统内进行设置，因而造成修改策略的进度可能跟不上策略的变化； 5)无法统一分析用户的应用行为；因此，对于有多个业务系统应用需求的政府、企业或机构等，需要配置一套统一的身份认证系统，以实现集中统一的身份认证，并减少整个系统的成本。 单点登录系统的目的就是为这样的应用系统提供集中统一的身份认证，实现“一点登录、多点漫游、即插即用、应用无关"的目标，方便用户使用。 1.2. 系统概述 针对上述状况，企业单位希望为用户提供统一的信息资源认证访问入口，建立统一的、基于角色的和个性化的信息访问、集成平台的单点登录平台系统。该系统具备如下特点： ?单点登录：用户只需登录一次，即可通过单点登录系统（SSO）访问后台的多个应用系统，无需重新登录后台的各个应用系统。后台应用系统的用户名和口令可以各不相同，并且实现单点登录时，后台应用系统无需任何修改。 ?即插即用：通过简单的配置，无须用户修改任何现有B/S、C/S应用系统，即可使用。解决了当前其他SSO解决方案实施困难的难题。 ?多样的身份认证机制：同时支持基于PKI/CA数字证书和用户名/口令身份认证方式，可单独使用也可组合使用。 ?基于角色访问控制：根据用户的角色和URL实现访问控制功能。 ?基于Web界面管理：系统所有管理功能都通过Web方式实现。网络管理人员和系统管理员可以通过浏览器在任何地方进行远程访问管理。此外，可以使用HTTPS安全地进行管理。 科迈RAS电信行业远程接入解决方案-通信解决方案 行业背景 在我国正式加入WTO以后，国外资本将逐步进入我国电信市场，国际化的市场环境要求国内的电信运营企业在经营管理上能够迅速赶上国外的先进水平，以迎接电信运营业的国际化竞争。同时随着国内电信行业改革和重组的不断深化，国内电信业务的市场环境将渐趋合理，竞争将日益加剧。国内外电信业的竞争态势，对电信运营企业的服务意识、服务内容、服务方式、服务质量、以及经营管理水平等均提出了严峻的挑战，要求国内的电信运营企业在经营理念、管理模式上有一个较高层次的飞跃，以求在电信运营业日益残酷的国际化竞争中立于不败之地;同时，也要求国内电信运营企业从传统的以产品为中心，以营业窗口为基础的运营模式，逐步向以客户为中心、以数据为中心、以信息为基础的模式转变。移动、联通、电信、网通等大型电信运营商都在大力部署内部的信息交互应用，利用先进的信息化管理系统来提升企业竞争力。为了更好地给用户提供高品质的服务，营业网点和业务代办点的数量正在逐年快速递增。信息交互的低成本与快速传递，将直接关系到电信业务的核心竞争力。如何实现更优质、更低的网络总体拥有成本(TCO)，将会是电信公司发展的关键。 行业现状及需求 作为电信行业信息化建设具有代表性的电信运营商，其自身的信息化建设已经走在全国的前列。利用先进的信息化管理系统来改善内部的管理。同时，为了 更好的给用户提供服务，也逐步的将营业网点和业务代办点建到了众多的场所。目前各大运营商都已经建设有OA、CRM、ERP等信息系统，另外还有联机采集系统、结算系统、增值业务、财务管理系统等，如何管理好这些信息系统，发挥它的最大价值，做到“集中式管理和信息实时汇总”将是一门重要功课。 前面说到，电信行业的营业网点和业务代办点星罗棋布，从省到地市到各营业点，这是一个相当复杂和庞大的网络，要实现以某地为中心单位对下属分支机构的所有信息进行集中控制式管理，各地营业部能够远程联入电信局总部，同步运行营业管理系统，更是一道难题。 目前，各电信单位在解决信息汇总和远程接入方面多采用的是VPN(MPSL)方案，以高于2Mbps的网络带宽支撑着信息交互。表面上看来，VPN方案能够解决信息交互的问题，实际上它并不是最经济的和最佳解决方案。具体分析如下： 1、建设成本高，每增加一个终端都需要增加一定的经济成本，并且需要按月支付相关费用。 2、运营维护成本高，需要在每个客户机上部署终端，升级和打补丁等工作都需要在终端上进行，大大提高了IT工作人员的工作量。 3 、由于在网络中传输的都是实时数据，因为对带宽要求非常高，至少占有100K以上的带宽，当并发用户量增加的时候，传输速度就会受到影响和制约。 有时在登陆3389的时候会出现如下提示： 具体的解决办法： 有时候是这个错误提示：由于网络错误，连接被中断，请重新连接到远程计算机 远程连接我肯定是开启了的，防火墙里面3389端口也是打开的，并且连接其他的服务器就可以连接上，说明我本机没问题，用扫描软件，扫描了一下这个服务器，显示IP和端口都是存在的，说明这个服务器网络也没问题，实在没办法，只有不断的测试，后来在系统日志里面看到很多条系统错误信息。其中：严重错误“RDP 协议组件 "DATA ENCRYPTION" 在协议流中发现一个错误并且中断了客户端连接。”引起了我的注意。 几经周折得知这是因为Certificate子键负责终端服务通信中数据信息的认证和加密，它一旦被损坏，终端服务的协议组件就会检测到错误，中断客户机与终端服务器之间的通信。导致Certificate子键损坏的原因很多，如管理员安装和卸载某些系统软件、对终端服务参数的不合理配置等。这时我们需要重置该键值中的内容，才能修复终端服务。 进入注册表编辑器窗口，展开“HKEY_LOCAL_MA CHINE\ SYSTEM\CurrentCon trolSet\Services\TermService\ Parame ters”，找到名为“Certificate”的子键，将它删除，重新启动XP系统或Windows 2000 Server服务器，系统就会重新生成“Certificate”子键，这样客户端就能正常连接到终端服务器了。 在终端服务器出现无法连接的问题后，我们首先要判断这是不是网络故障引起的，检测远程客户端和XP系统 (Windows 2000 Server服务器)是否能够正常连接到网络;然后就要检查终端服务器的加密级别是否设置过高。排除上述原因后，就有可能是“Certificate”子键损坏了。此外，“HKEY_LOCAL _MACHINE\ SYSTEM\Cur rentControlSet\Services\Term Service\Parameters”下的 “X509 Certificate”和“X509 Certificate ID”损坏了也有可能导致终端服务出现问题，它们的修复方法与“Certificate”子键损坏后的修复方法相同。 远程访问服务器设置 1设置TCP/IP协议 如果安装了多种网络协议，可以通过限制远程用户使用的网络协议来控制远程客户访问的网络资源。TCP/IP是最流行的LAN协议。对于TCP/IP协议来说"还需给远程客户分配IP地址以及其他TCP/IP配置，如DNS服务器和WINS服务器、默认闷关等。打开[路由和远程访问服务]控制台，在目录树中选择相应的服务器，单击鼠标右键，从弹出的快捷菜单中选择[属性]打开属性设置对话框，切换到如图4.43所示的[IP]选项卡，设置IP选项。 1.允许远程客户使用TCP/IP协议 选中[允许基于IP的远程访问和请求拨号连接]复选框，将允许远程访问客户机使用IP协议来访问服务器。如果清除此项，使用IP协议的客户端将不能连接远程访问服务器。 2.限制远程客户访问的网络范围 如果希望基于即的远程访问客户机能够访问到远程访问服务器所连接的网络，应选中[启用IP路由]复选框，激活路由功能。如果清除该选项。使用IP协议的客户机将只能访问远程访问服务器本身的资源，而不能访问网络中的其他资源。 3.向远程客户机指派lP地址 每个通过PPP连接到Windows2000远程访问服务器的远程计算机，都会被自动提供一个IP地址。远程访问服务器获得分配给远程访问客户机的IP地址有两种方式。 通过DHCP服务器获得。 由管理员指派给远程访问服务器的静态IP地址范围。 远程访问服务器也会从获得的IP地址中留出一个自己使用。 在[IP]选项卡的[IP地址分配]区域中设置向远程客户机分配IP地址的方式和范围。 通过DHCP服务器分配IP地址 如果选择[动态主机配置协议]单选钮。将由DHCP服务器为远程客户指定IP地址。远程访问将从DHCP服务器上一次性获得10个IP 地址，如图4.44所示。远程访问服务器将从DHCP获得的第一个IP 地址留给自己使用，并且在与基于TCP/IP的远程访问客户机连接时， 身份管理平台解决方案 1. 应用背景 计算机网络和信息技术的迅速发展使得企业信息化的程度不断提高，在企业信息化过程中，诸如OA、CRM、ERP、OSS等越来越多的业务系统应运而生，提高了企业的管理水平和运行效率。与此同时，各个应用系统都有自己的认证体系，随着应用系统的不断增加，一方面企业员工在业务系统的访问过程中，不得不记忆大量的帐户口令，而口令又极易遗忘或泄露，为企业带来损失；另一方面，企业信息的获取途径不断增多，但是缺乏对这些信息进行综合展示的平台。 在上述背景下，企业信息资源的整合逐步提上日程，并在此基础上形成了各业务系统统一认证、单点登录（SSO）和信息综合展示的企业门户（Portal）。现有的门户产品多集中于口令方式的身份认证，如何更安全的进行统一认证，并保证业务系统访问的安全性，成为关注的焦点。 2. 基于CA认证的统一身份管理平台 时代亿信推出的基于CA认证的统一身份管理平台解决方案，以资源整合（业务系统整合和内容整合）为目标，以CA认证和PKI技术为基础，通过对用户身份的统一认证和访问控制，更安全地实现各业务系统的单点登录和信息资源的整合。 平台兼容口令认证、PFX证书文件认证、USB智能卡认证等多种认证方式，并采用SSL 加密通道、关键信息加密签名、访问控制策略等安全技术充分保证身份认证和业务系统访问过程的安全性。 2.1 系统功能及架构 平台的系统架构如图1所示，主要包括以下部分： 门户系统（Portal）：各业务系统信息资源的综合展现； 平台管理系统：平台用户的注册、授权、审计；各业务系统的配置；门户管理； CA系统：平台用户的数字证书申请、签发和管理； 用户统一认证：用户身份的CA数字证书认证、认证过程的SSL加密通道； 单点登录（SSO）：业务系统关联（mapping）、访问控制、访问业务系统时信息的加密签名和SSL加密通道； 图1 基于CA认证的统一身份管理平台架构 2.2 系统的实现和安全机制 2.2.1 用户注册和授权 （1）企业每一个用户在平台完成用户注册，得到自己的统一帐户（passport）； （2）如果采用证书文件或USB智能卡认证方式，则CA系统自动为平台用户签发数字证书，并与用户的统一帐户对应。 （3）注册的用户可以由管理员进行分组，并根据分组设定相应的业务系统访问权限。 2.2.2 业务系统的配置 接受统一认证的业务系统必须完成以下工作： （1）安装业务系统访问前置并配置证书和私钥，用以建立客户端与业务系统之间的SSL 加密通道，并接收处理平台提供的加密签名的用户认证信息； （2）提供关联（mapping）接口和访问验证接口，并在平台进行配置。关联信息主要是平台统一帐户与业务系统用户信息（可能包括业务系统的用户名和密码）的对应关系。 如何远程连接服务器 大多数的公司、网站、论坛的服务器都是放在机房叫人托管，因此挑选托管机房是一件很重要也很头疼的事，虽然每个机房都说是24小时留人值守，但事实是服务器真宕机的时候，打电话叫人重启，对方总能找到理由拖上半天才给你重启，给公司和网站论坛带来麻烦甚至造成经济损失。为此，南宁网络人电脑有限公司推出了一套方便、简捷的远程控制解决方案：通过电话唤醒技术远程重启计算机，解决无人值守的问题，再配合免费的网络人(Netman)远程控制软件，实现远程控制电脑：远程运行软件程序、上传下载和修改文件、远程开启外接设备等！ 详情咨询：https://www.doczj.com/doc/a99753162.html,/hardware.asp 第一步：远程开机 将网络人开机卡插在计算机的PCI 插槽上，不需要其他软件配合，不需要在电脑上安装驱动，打个电话，就能远程开机。网络人开机卡，有固话和手机两个版本。固话版需要从电话机上分出一根电话线插到开机卡上；如果你的电脑旁没有座机，可以选择手机版，在控制上放置一张手机卡。开机卡安装好后，只要拨打该电话或手机号，即可实现远程开机，简单实用，快捷稳定。 简单人性化的开机方法： 拨打接在开机卡上的电话或手机，在过了30一50秒的等待时间，如无人接听，将进入启动平台，这时语音提示输入登陆密码进行验证，验证密码正确之后，便可以根据语音提示来对电脑进行开关机的操作了： 按1#键，相当于手工按了一下电脑面板上的开机按键，电脑启动。 按2#键，相当于手工按了一下电脑面板上的开机按键，电脑关闭。如果电脑已经处于关机状态下，就会提示指令无效。 按3#键，可以修改响铃时间。需要提醒大家的是，一般的电话响铃时间都不会超过50秒，如果超过就自动挂机了，因此提醒大家设置响铃时间时不要超过50秒。 按下4#键，可以修改登陆密码，默认的登陆密码是123456 ，大家在使用时最好更改为6位数的其他密码。 按下5#键，相当于手工持续按下电脑面板上的开机按键6秒钟。电脑在死机的情况下，就可以通过这一功能，强制关闭电脑。过几分钟后，再重新启动就可以了。 如果你忘记了登陆密码，可以按下电话插口旁的复位键，得设置恢复到出厂设置，密码将复原为123456。 第二步：远程控制、操作计算机 安装完成后，还可以通过网络人（Netman）配套的远控软件对电脑进行远程控制。 网络人(Netman)个人版是一款可以穿透内网、完全免费、超级安全的远程控制软件。支持远程隐性监控对方屏幕，遥控键盘、鼠标，远程上传、下载、修改、运行文件……就像操作自己电脑一样方便，大大提高远程办公效率。 远程终端服务与远程桌面的区别 在windows 2000server和windows 2003中存在着一个叫做终端服务的组件，伴随着这个终端服务还有一个叫做终端授权的组件。另外在windows 2000 server和windows 2003还有windows XP中要有一个被称为远程桌面控制的功能，网络管理员可以通过远程桌面连接程序控制网络中任何一台开启了远程桌面控制功能的计算机。那么远程桌面连接和终端服务有哪些相同点和不同点呢？ 一、什么是远程桌面？ 远程桌面是微软公司为了方便网络管理员管理维护服务器而推出的一项服务。从windows 2000 server版本开始引入，网络管理员使用远程桌面连接程序连接到网络任意一台开启了远程桌面控制功能的计算机上，就好比自己操作该计算机一样，运行程序，维护数据库等。远程桌面从某种意义上类似于早期的telnet，他可以将程序运行等工作交给服务器，而返回给远程控制计算机的仅仅是图象，鼠标键盘的运动变化轨迹。 二、什么是终端服务？ 终端服务仅仅存在于windows 2000 server版和2003中，其他系统不存在此组件。终端服务默认情况下是不安装在操作系统中的，需要时通过添加删除windows组件来安装。终端服务起到的作用就是方便多用户一起操作网络中开启终端服务的服务器，所有用户对同一台服务器操作，所有操作和运算都放在该服务器上。 三、如何开启远程桌面： 图1 开启远程桌面功能的方法很简单，我们以前也介绍过多次。在windows 2000 server 和2003中只要在桌面“我的电脑”上点鼠标右键选择“属性”，在弹出的属性设置窗口中找到“远程”标签，然后在远程桌面处的“容许用户远程连接到此计算机”前打勾即可。（如图1）开启该功能后网络中的其他计算机就可以通过“程序->附件->通讯->远程桌面连接”来控制和访问该服务器了。 四、如何开启终端服务： 上面也提到了终端服务默认是不安装在系统里的，所以我们要手动安装。本篇文章以WINDOWS 2003为例。 第一步：通过任务栏的“开始->控制面板->添 图2 第二步：添加/删除程序窗口左边选择添加删除windows组件。在组件中找到终端服务器和终端服务器授权两项，在安装前系统会给出配置警告提示“IE增强的安全配置将大大限制终端服务器上的用户，是否恢复低安全配置”，我们选“是”即可。因为默认情况下windows 2003浏览器的安全级别设置过高，容易造成终端服务使用者权限被限制。（如图3） 图3 点击看大图 第三步：选择终端服务器和终端服务器授权后就可以直接点“下一步”进行安装了。（如图4） 图4 RAS远程打印方案 打印机映射原理： 当客户端打开应用程序时，U8远程服务器首先在服务器已安装的驱动程序和操作系统自带的驱动程序中查找与客户端打印机驱动名称相匹配的驱动，如果找到相匹配的驱动，则使用此驱动程序映射客户端的打印机，如果没有找到相匹配的驱动，则不映射客户端的打印机。 映射的打印机名称格式：会话XX中的“打印机名称”（来自“计算机名”），如：会话2中的Epson LQ-1600K（来自COMEXE-JACK） 方案一、安装远程打印机驱动程序 1、根据上述打印机映射原理可以看出，当用户的打印在RAS服务器上没有匹配的驱 动时，无法映射打印机，所以对于非操作系统自带的打印机驱动，管理员需要在RAS 服务器上安装相应的打印机驱动程序。 2、打印驱动程序安装方法： 执行【控制面板】－【打印机和传真】－【文件】－【服务器属性】，切换到“驱动程序”页，如图 点击“添加”，选择“从磁盘安装”……，安装好打印机驱动程序后，客户端需要先退出应用程序，再重新打开应用程序进行打印测试。 安装打印驱动程序的注意事项： 1、安装打印驱动时，需要选择与RAS服务器的操作系统匹配的打印驱动程序，而不需要考虑客户端的操作系统类型。 2、通常一个打印驱动程序安装包，包含多种打印驱动程序，安装时必须选择和客户端的打印驱动程序名称完全一样的驱动程序，否则客户端无法打印。查看客户打印驱动程序名称的方法如下： 在客户端电脑上，鼠标右击打印机－>选择“属性”－>选择“高级”－>在“驱动程序”中显示的名称就是客户端的打印驱动程序名称。 方案二、Ras print虚拟打印 使用虚拟打印机需要在远程服务器和各个客户端上面安装虚拟打印控件ras print 1、远程服务器安装ras print （全部默认安装即可、不需要做其它设置） 福建省公安公众服务平台 统一身份认证及单点登录系统建设方案 福建公安公众服务平台建设是我省公安机关“三大战役”社会管理创新的重点项目之一；目前平台目前已经涵盖了公安厅公安门户网 站及网站群、涵盖了5+N服务大厅、政民互动等子系统；按照规划，平台还必须进一步拓展便民服务大厅增加服务项目，电子监察、微博监管等系统功能，实现集信息公开、网上办事、互动交流、监督评议 功能为一体的全省公安机关新型公众服务平台。平台涵盖的子系统众多，如每个子系统都用自己的身份认证模块，将给用户带来极大的不便；为了使平台更加方便易用，解决各子系统彼此孤立的问题，平台 必须增加统一身份认证、统一权限管理及单点登录功能。 一、建设目标 通过系统的建设解决平台用户在访问各子系统时账户、密码不统一的问题，为用户提供平台的统一入口及功能菜单；使平台更加简便易用，实现“一处登录、全网漫游”。同时，加强平台的用户资料、授权控制、安全审计方面的管理，确保用户实名注册使用，避免给群 众带来安全风险；实现平台各子系统之间资源共享、业务协同、互联 互通、上下联动；达到全省公安机关在线服务集成化、专业化的目标。 二、规划建议 统一身份认证及单点登录系统是福建公安公众服务平台的核心 基础系统；它将统一平台的以下服务功能：统一用户管理、统一身份 认证、统一授权、统一注册、统一登录、统一安全审计等功能。系统 将通过标准接口（WebService接口或客户端jar包或dll动态链接库）向各子系统提供上述各类服务；各业务子系统只要参照说明文档，做适当集成改造，即可与系统对接，实现统一身份认证及单点登录， 实现用户资源的共享，简化用户的操作。 身份认证解决方案 目前在U8中用户的身份认证支持四种模式：用户+口令(静态密码),动态密码、CA认证和域身份认证，同一时间，一个用户只能使用一种认证方式，但是不同用户可以根据权限，重要程度交叉使用不同的认证方式。 1.设置认证方式 在系统管理模块中增加操作员的时候设置认证方式，默认支持用户+口令，用户可以更改以便于支持其余三种模式。 图一 2.合作伙伴支持的身份认证在U8系统中的使用 2.1易安全动态密码 1.在U8的应用服务器上，安装“易安全动态密码系统”，根据《U8_动态密码安装配置手 册（深圳海月）》进行相关配置。 2.在系统管理里设置认证方式为“动态密码”，如图一所示，默认支持的是静态口令。 3.配置完成后，在客户端登录产品，密码输入框必须输入由设备动态产生的密码才可，如 图二所示： 图二 备注： 两个系统要求用户编码共用，即不论采用哪种认证方式，用户名必须是通过U8的系统管理产生的，易安全动态密码系统支持批量导入U8用户，权限控制必须在系统管理中完成，如果使用动态密码认证，在系统管理增加用户时，可以不考虑密码信息，同时关于密码的安全策略将不起作用。 详细介绍见《U8动态密码解决方案（深圳海月）》 2.2BJCA的证书使用 BJCA支持两种PKI/CA建设模式：企业自建CA和托管CA。 企业自建CA就是企业自己创建和维护根证书，自行颁发证书。用户身份只需要企业内部审查即可，用户唯一标识为自定义名称，比如test、demo等。 托管CA是企业到BJCA申请证书，BJCA使用Public Trust CA体系为其颁发证书，用户的身份要经过BJCA严格审查，默认唯一标识为身份证号码或企业组织机构代码。 具体使用步骤： 1.通过企业自建CA中心或者托管CA中心申请合法的数字证书。 2.在U8的客户端安装BJCA的客户端证书管理工具，请参阅《U8_CA安装配置手册（BJCA）》进行相关配置。 3.在U8的服务器端安装BJCA的服务器端证书管理工具。在安装BJCA服务器端组件时务必填写正确企业系统名称，名称必须是字母或数字，不能含中文。如图三所示： 图三 4.配置完成后，在客户端登录产品，密码输入框输入的是在U8系统设置的用户密码， 点击确定后，验证U8密码正确后，再次弹出证书PIN码的输入框，如图四所示： 图四 输入PIN码，确定后，系统自动验证证书的合法性。 备注： 目前U8系统中的CA认证采用的是传统的用户名（密码）+证书的双重认证，使用CA密码认证同时也要保证系统管理里设置的U8密码也必须正确，安全策略中的密码策略只对U8密码起作用，修改密码也仅修改U8自身的密码。 用户在托管CA申请证书时，必须正确提交企业系统名称。 详细介绍见《U8安全解决方案（BJCA）》 2.3天威诚信的证书使用 天威诚信也支持两种PKI/CA建设模式：第三方托管CA服务和自建型CA系统。 第三方托管CA服务，是指客户通过天威诚信认证中心的现有的CA认证系统直接获取数字证书，用户在本地只要建设少量的CA模块，就可以实现CA认证的功能。 自建型CA系统是指客户购买天威诚信开发的PKI/CA软件，建设一个独立的PKI/CA 系统，除了购买系统软件之外，还包括系统、通信、数据库以及物理安全、网络安全配置、 如何开启Windows远程桌面服务？ 网灵一号”从Ver 0.1.5.8 开始支持“桌面办公”功能，即连接到受控电脑的远程桌面服务。这个需要受控电脑上的Windows远程桌面服务是开启的。 那么，如何手动开启Windows远程桌面服务呢？ （1）Windows XP、Windows 2003 中 第一步：在桌面“我的电脑”上点鼠标右键，选择“属性”。 第二步：在弹出的“系统属性”窗口中选择“远程”标签。 第三步：在“远程”标签中找到“远程桌面”，在“允许用户远程连接到此计算机”复选框前打上对勾后确定。 第四步：注意Windows防火墙中的例外“远程桌面”要生效。 重启系统后，具有管理员权限的用户就可以远程访问远程桌面了。 最后，有几点需要注意的地方： 1）登录远程桌面的Windows用户，至少是Remote Desktop User 用户组的成员。当然Administrators 组也是可以的。 2）登录远程桌面的用户名，必须是带有密码的。空密码的账号是无法登录的。 3）Windows 7 比较烦人的是，防火墙策略比较复杂，它还分为家庭网络、工作网络、公共网络什么的。各个不同类型的网络防火墙设置都是独立的。所以当你的网卡被设置为不同的网络类型的时候(一般是连接到新的局域网或插入新的网线，导致IP发生变化)，就是会出现连不上的情况。一般做法是，全部给他设置为家庭网络。。。。 4）如果Windows远程桌面服务以前没有启用，是刚刚才启用的，那么需要重新启动一下电脑才能进行连接。 5）注意其它第三方防火墙的拦截。像金山的、360的等等。 6）另外还有种情况，就是那种第三方定制打包的XP安装盘，如雨木林风(ymlf)XP、电脑城装机XP，GhostXP等等什么一键安装的Windows系统，基本上都以安全为由，把远程桌面服务从系统里给砍掉了，导致系统的远程桌面服务完全不可用，即使从选项上开启了，仍然用不了远程桌面。某些第三方打包的Vista、Win7也是这样的情况。 （2）Win7、Windows 2008 中 第一步：在桌面“计算机”上点鼠标右键，选择“属性”。 第二步：在弹出的窗口中，从左边，选择“远程设置”。 第三步：在“远程”标签中找到“远程桌面”，选择“允许运行任意版本远程桌面的计算机连接（较不安全）”。 第四步：注意Windows防火墙中的例外“远程桌面”要生效。 重启系统后，具有管理员权限的用户就可以远程访问远程桌面了。 统一身份认证系统建设方案 发布日期：2008-04-01 1.1 研发背景 随着信息技术的不断发展，企业已逐渐建立起多应用、多服务的IT 架构，在信息化建设中起到十分重要的作用。但是各信息系统面向不同管理方向，各有其对应的用户群体、技术架构、权限体系，限制了系统之间的信息共享和信息交换，形成的信息孤岛。同时，每一个信息系统的用户拥有不同的角色（职能），需要操作不同的系统，难以对其需要和拥有的信息和操作进行综合处理，限制信息系统效率的发挥。在这种背景下企业准备实施内网信息门户系统。其中统一身份管理系统是内网信息门户系统的一个重要组成部分。 统一身份管理将分散的用户和权限资源进行统一、集中的管理，统一身份管理的建设将帮助实现内网信息门户用户身份的统一认证和单点登录，改变原有各业务系统中的分散式身份认证及授权管理，实现对用户的集中认证和授权管理，简化用户访问内部各系统的过程，使得用户只需要通过一次身份认证过程就可以访问具有相应权限的所有资源。 1.2 组成架构 汇信科技与SUN公司建立了紧密合作关系，汇信科技推出的统一身份认证解决方案基于SUN公司的Sun Java System Identity Manager和Sun Java System Access Manager以及Sun Java System Directory Server实现。主要包括受控层、统一访问控制系统（统一认证服务器）、统一身份管理系统（统一身份管理服务器）、目录服务器。 受控层位于各应用服务器前端，负责策略的判定和执行，提供AGENT和API两种部署方式。 统一认证服务器安装统一身份认证系统（AM），主要提供身份认证服务和访问控制服务。 统一认证服务器安装统一身份管理系统（IM），主要实现身份配给、流程自动化、委任管理、密码同步和密码重置的自助服务。 目录服务器部署Sun Java System Directory Server,是整个系统的身份信息数据中心。 1.1 功能描述 1.1.1 实现“一次鉴权”（SSO） “一次鉴权（认证和授权）”是指建立统一的资源访问控制体系。用户采用不同的访问手段（如Intranet、PSTN、GPRS等）通过门户系统 一、远程桌面授权 远程桌面授权（RD 授权）以前称为终端服务授权（TS 授权），它能够管理每个设备或用户与远程桌面会话主机（RD 会话主机）服务器连接所需的远程桌面服务客户端访问许可(RDS CAL)。使用 RD 授权在远程桌面授权服务器上安装、颁发 RDS CAL 并跟踪其可用性。客户端（用户或设备）连接到RD 会话主机服务器时，RD 会话主机服务器将确定是否需要RDS CAL。然后，RD 会话主机服务器代表尝试连接到RD 会话主机服务器的客户端向远程桌面授权服务器请求 RDS CAL。如果许可证服务器中有适合的 RDS CAL，则将该 RDS CAL 颁发给客户端，客户端将能够连接到RD 会话主机服务器。 尽管在授权宽限期内不需要任何许可证服务器，但是在宽限期结束之后，必须先由许可证服务器为客户端颁发有效的 RDS CAL，客户端才能登录到RD 会话主机服务器。 若要使用远程桌面服务，必须在的环境中部署至少一台许可证服务器。对于小型部署，可以在同一台计算机上同时安装RD 会话主机角色服务和RD 授权角色服务。对于较大型部署，建议将RD 授权角色服务与RD 会话主机角色服务安装在不同的计算机上。 只有正确配置 RD 授权，RD 会话主机服务器才能接受来自客户端的连接。为了使您有足够的时间部署许可证服务器，远程桌面服务为RD 会话主机服务器提供授权宽限期，在此期限内不需要任何许可证服务器。在此宽限期内，RD 会话主机服务器可接受来自未经授权的客户端的连接，不必联系许可证服务器。宽限期的开始时间以RD 会话主机服务器接受客户端的时间为准。只要下列任一情况先发生，宽限期即结束： 许可证服务器向连接到RD 会话主机服务器的客户端颁发了永久的 RDS CAL。 宽限期的长度取决于RD 会话主机服务器上运行的操作系统。宽限期如下： Windows Server 2008 、2008 R2 、Windows Server 2003：宽限期120 天；Windows 2000 宽限期90 天 配置远程访问服务 一、远程访问服务概述 远程访问服务（Remote Access Servic，RAS）允许客户端通过拨号连接或虚拟专用连接登录网络。远程客户机一旦得到RAS服务器的确认，就可以访问网络资源，就好象客户机已经直接连接在局域网上一样。 1.远程访问连接方式 远程访问服务适合的环境是：在各地有分公司和出差的员工需要访问总部网络的资源。Windows Servic 2003 远程访问服务提供了两种远程访问连接方式： 拨号网络：通过使用电信提供商（例如电话、ISDN或）提供服务，远程客户端使用非永久的拨号连接到远程访问服务器的物理接口上，这时使用的网络就是拨号网络。例如：拨号网络客户端需要安装Modem，使用拨号网络拨打远程访问服务器某个端口的电话号码。 虚拟专用网（Virtual Private NetWork，VPN）：VPN是穿越公用网络（如Internet）的、安全的、点对点连接。虚拟专用网客户端使用特定的，称为隧道协议的基于TCP/IP的协议，与虚拟专用网服务器建立连接。例如，虚拟网络客户端使用虚拟专用网连接（连接目标是IP地址）连接到与Internet相连的远程访问服务器上，验证呼叫方身份后，在虚拟专用网客户端和企业网络之间传送资料。 这两种连接比专线连接，提供了低成本远程访问服务。 拨号的远程访问是通过电话线传输资料，虽然传输速率不高，但是对于那些只有少数资料需要传输的用户，特别是在家庭中办公的用户来说是一个很好的技术方案。 使用虚拟专用连接不但提供了高的传输效率，而且降低了投资成本和维护成本。相对于拨号连接来说，它节约了通信费用，特别是对于外地的分公司来说，解决了一大笔长途电话的费用。 2.拨号网络组件 a、拨号网络客户端：拨号网络客户端，即远程访问客户端。 b、远程访问服务器：Windows Server 2003 远程访问服务器可以接收拨号连接，并且在远程访问客户机与远程访问服务器所在的网络之间进行资料传送。 c、WAN结构：RAS服务器与客户机之间可以建立不同类型的拨号连接，不同的连接类型提供了不同的速度。这些连接类型包括：公共交换电话网（Public Switch Telephone Network，PSTN）、综合业务数字网（Integrated Services Digital Network，ISDN）、非对称数字用户线（Asymmetric Digital Subscriber Line，ADSL）等。 d、远程访问协议：远程访问协议用来控制连接的建立以及资料在WAN链路上的传输。远程访问客户端与远程访问服务器上所使用的操作系统与LAN协议决定了客户机所能够使用的远程访问协议。Windows Server 2003远程访问支持3中类型的远程访问协议： 点到点协议（point-to-point Protocol，PPP）是一种应用非常广泛的工业规范协议，它支持多个厂商的远程访问软件并支持多种网络协议，可以提供最佳的安全性能、多协议访问以及互操作性。 串行线路网际协议（Serial Line Internet Protocol，SLIP）是一种在运行老式UNIX操作系统远程访问服务器上使用的协议。 Microsoft RAS协议是一种在运行Microsoft操作系统远程访问客户机上使用的远程访问协议。 e、LAN协议：LAN协议是远程访问客户用来访问连接到远程访问服务器上的网络资源而使用的协议。Windows Server 2003中的远程访问服务支持TCP/IP、IPX以及NetBEUI等协议。 3.VPN组件 通俗地讲，VPN就是基于公共网络（如Internet），在两个或两个以上的局域网之间创建传输资料的网络隧道。当传输资料通过网络隧道时，进行安全的VPN资料加密，从而确保了用户资料的安全性、完整性和真实性。 要使用VPN远程访问，需将RAS服务用作VPN服务器。VPN服务器和客户机通过本地的Internet服务提供商（Internet Service Provider，ISP）在Internet上建立虚拟点到点的连接，就像是客户机直接连接到服务器的网络上一样。 a、VPN的组成要素有： VPN客户端：VPN客户端可能是一台单独的计算机，也可能是路由器。一般的，VPN客户端需要通过当地ISP连上公共网络（如Internet）以便和VPN服务器连接。 VPN服务器：接收VPN客户端VPN连接的计算机。该计算机一般是使用专线连接公共网络，有固定IP地址。 隧道：连接中封装资料的部分统一认证系统_设计方案
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