具有易追蹤性的無可信中心門限簽名方案*

李映虎,李方偉,盧 霖

(重慶郵電大學 通信與信息工程學院，重慶 400065)

門限簽名是現(xiàn)代電子商務中一種重要的數(shù)字簽名。自門限簽名的思想提出以來，出現(xiàn)了各種各樣的門限簽名方案。然而，如何構(gòu)造既高效又抗攻擊的簽名仍然沒有一個固定的模式，大多數(shù)方案仍然不能抵御各種內(nèi)部或外部攻擊。如參考文獻[1]提出了一種具有可追查性的抗合謀攻擊門限簽名方案，參考文獻[2]指出該方案難以抵抗合謀攻擊；參考文獻[3]提出了一種不可追蹤的抗合謀攻擊方案，參考文獻[4]指出該方案仍存在合謀攻擊問題。

為了進一步提高簽名的效率，參考文獻[5]提出了基于雙線性對的短簽名。雙線性對成了構(gòu)造簽名的重要工具?；陔p線性的簽名方案具有簽字短、安全、高效等特點，它的提出受到了廣泛的關(guān)注。參考文獻[6]引進了PKG的概念，即可信中心，作用是產(chǎn)生用戶的私鑰，理論上它必須是完全可信的。大多數(shù)文獻方案的提出也是建立在可信中心的基礎(chǔ)之上。然而在有些環(huán)境中 (如Ad Hoc網(wǎng)絡)，可信中心并不存在。岳勝等人提出了一種無可信中心門限簽名方案[7](以下簡稱YUE的方案)。此方案雖有一定的理論價值，然而該方案仍存在很大的安全漏洞。同時，在實用性方面，當一個方案受到偽造攻擊時，良好的可追查性使得簽名能夠有效地檢查成員內(nèi)部的簽名情況。為此，本文提出了一種新的具有可追查性的無可信中心(t,n)門限簽名方案。

1 YUE方案的安全性分析

1.1 對YUE方案的偽造攻擊

偽造方案與原簽名方案相似,區(qū)別僅在于在偽造方案中，辦事員充當?shù)氖莻卧旃粽叩纳矸?。在門限簽名生成階段，由于每個成員本質(zhì)上只起到提供一個隨機數(shù)的作用，辦事員的角色與有可信中心方案中的PKG所起的角色沒有區(qū)別，而辦事員是在成員內(nèi)部隨機指定的，因此不可能完全可靠。下面是辦事員偽造簽名者Pj的部分簽名，進而偽造最終的門限簽名。這里假設(shè)成員Pk是所指定的辦事員，具體偽造步驟如下:

(1)成員Pi隨機選擇xi∈(i≠j)，然后計算Ui=xiP,并把Ui發(fā)送給辦事員Pk。同時，辦事員Pk隨機選擇∈，并計算。 上述工作完成之后，辦事員Pk計算Ui+Uj′和h=riH2(m,U),并 廣 播h給{Pi}(i≠j)。

(2)各個成員Pi計算其部分簽名并把Vi發(fā) 送 給 辦 事 員Pk。Pj的 部 分 簽 名由Pk計算（其中，Sj已廣播）。

1.2 偽造簽名方案的合理性分析

驗證者驗證最終偽造簽名的正確性證明如下：

2 新方案的算法描述

2.1 系統(tǒng)初始化過程

設(shè)G1為加法群，G2為乘法群，G1、G2的階均為素數(shù)q，P為G1的生成元。定義一個雙線性映射e:G1×G2→G2和 2 個單向哈希函數(shù)H0:{0,1}*→G1、H1:{0,1}*→。假設(shè)系統(tǒng)有n個群成員，設(shè)為{P1,P2,…,Pn}，每個群成員都有一個自己的IDi，并公開。

2.2 群密鑰的生成

(1)各成員Pi隨機選取ki∈,計算QIDi=H0(IDi)，SIDi=kiH0(IDi)，Ki=kiP。 并公布Ki、QIDi。

(2)各Pi隨機選取t-1次多項式fi(x)=ai0+ai1x1+ai2x2+…+,計算 λij=fi(IDj)并將其秘密發(fā)送給Pj(j≠i)。同時，Pi計算并向其他成員廣播 αij=e(aij,P)。當成員Pj獲得 λij后，通過進行驗證，若不成立，則拒 絕 λij。

2.3 部分簽名的生成與驗證

2.4 門限簽名的生成和驗證

(1)假設(shè)簽名合成者收到的t份部分簽名(Ki,m,Si,IDi)都是合法的，則計算:

當各成員Pi都完成了部分簽名分量Si的構(gòu)造時，隨機選取一個成員作為門限簽名合成者，并將所有的部分簽名發(fā)送給它。

作為最終的門限簽名,即(m,k,v,S),其中Ki)。

(2)簽名接收者根據(jù)下式驗證(m,k,v,S)的正確性:

3 新方案的分析

3.1 簽名的正確性分析

(1)對部分簽名的正確性驗證即驗證,式(2)的正確性:

(2)對整體簽名的正確性驗證,即驗證式(4)的正確性:

3.2 新方案的安全性

(1)簽名不可偽造性

任何第三方不能偽造群體對消息m′進行合法的簽名。 由門限簽名合成式(3)可知，即使知道了k′、H1(m′)，由于不知道∑SIDi，因此仍不能構(gòu)成滿足式(4)的合法門限簽名。另外，任何第三方也不能偽造合法成員Pi而進行部分簽名。由于在部分簽名生成的過程中，要用到成員Pi的ki、SIDi，而它們是任何第三方都不能獲知的，因此無法提交合法的部分簽名

(2)方案強壯性

本方案在簽名的生成過程中，用到了只有合法簽名者自己知道的隨機數(shù)ki，也就無法求得SIDi。因此，即使惡意攻擊者賄賂了某些成員，使其在簽名協(xié)議中不按照規(guī)定執(zhí)行，最后也無法得到正確的簽名。

3.3 性能分析

一個好的門限簽名方案，必須要有很好的強壯性及不可偽造性，并且在受到攻擊的時候還要有好的可追蹤性。同時計算量的多少是方案效率高低的重要指標，很大程度上影響著方案的可行性。本方案與原方案的性質(zhì)比較如表 1 所示。 令Pl、Mu、Ha、Pa、Ex分別表示群上的乘法和加法運算、哈希函數(shù)運算以及配對運算和指數(shù)運算。本方案與原方案計算量的比較如表2所示。

表1 本方案與原方案性質(zhì)比較

表2 簽名與驗證過程所需的計算量比較

從表1可以看出，原簽名方案的強壯性和不可偽造性都低于本方案，同時，本方案有很好的追蹤性，而原方案沒有。從表2可以看出，在部分簽名生成算法中，YUE方案比本文方案多了一次乘法運算，少t次加法運算及2t-1次哈希運算。在部分簽名驗證算法中，YUE方案比本文方案多用了2t次乘法運算以及2t次指數(shù)運算，少使用t次配對運算及2t次哈希運算。在門限簽名驗證算法中，YUE方案比本文方案多使用一次配對運算，少使用一次指數(shù)運算。YUE方案無身份追查，而本文的身份追查只需t次哈希運算。由以上可以看出，本文方案總的運算量為(4t+1)Mu+(3t-1)Pl+2Ex+(3t+2)Pa+5tHa，岳勝等人的方案總的運算量為 (6t+2)Mu+(2t-1)Pl+(2t+1)Ex+(2t+3)Pa+Ha。由此，本方案總運算次數(shù)與YUE方案差不多，但卻非常有效地防治了各種內(nèi)部或外部攻擊，安全性遠遠高于YUE方案，而且本方案可以簡易地進行身份追蹤，實用性更強。

3.4 新方案的易追蹤性

當發(fā)生糾紛時，群中任何成員都只需查看部分簽名中的IDi就可以追查出參加簽名的t個成員身份。

4 構(gòu)造簽名的思想

已有大量文獻雖然對如何構(gòu)造簽名做出了研究，但至今仍沒有一個被廣泛認可的構(gòu)造簽名方案或策略。在此，分析幾類容易出現(xiàn)安全問題的簽名構(gòu)造[4]。

(1)在門限簽名中，簽名合成者(DC)負責部分簽名的合成，同時負責最終簽名的生成，在有可信中心的簽名方案中還具有派發(fā)密鑰的權(quán)力。如果簽名合成者和偽造者進行合謀，則他們很容易偽造簽名。因此，任何門限簽名方案都應該考慮對簽名合成者加以限制。參考文獻[7]提出的門限簽名方案將門限簽名的密鑰發(fā)放權(quán)、簽名合成權(quán)集結(jié)于辦事員，這樣的權(quán)力分配給簽名方案帶來了安全隱患。

(2)在構(gòu)造成員的部分簽名或最終簽名時，應盡量使所構(gòu)造簽名的前后參數(shù)具有相關(guān)性，最好通過不同的函數(shù)運算（如哈希函數(shù)、指數(shù)運算）來保證簽名參數(shù)的前后關(guān)聯(lián)性。這樣可以有效地防止各種內(nèi)部或外部攻擊。

(3)參考文獻[4]指出為了有效防止中斷協(xié)議攻擊，可以在每次的簽名中附加時間戳。同時，適當使用“添加隨機數(shù)、消息源可識別數(shù)字簽名”等方法，可以增加合謀偽造攻擊的難度。

本文對原有的門限簽名進行了安全性分析，指出其在構(gòu)造最終的簽名時前后的參數(shù)沒有關(guān)聯(lián)，導致最終的方案存在安全隱患。本文提出的新方案構(gòu)造的簽名有效地利用了前后參數(shù)之間的聯(lián)系，不僅解決了原有方案的缺陷,同時很好地抵御了各種外部攻擊和內(nèi)部合謀攻擊。

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