高效的可證明安全的無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名方案

何明星，李鵬程，李 虓

高效的可證明安全的無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名方案

何明星，李鵬程，李 虓

(西華大學(xué)計(jì)算機(jī)與軟件工程學(xué)院 成都 610039)

無(wú)證書(shū)公鑰密碼體制結(jié)合了基于身份和傳統(tǒng)PKI公鑰密碼體制的優(yōu)勢(shì)，克服了基于身份公鑰密碼體制的密鑰托管問(wèn)題及PKI系統(tǒng)的證書(shū)管理問(wèn)題，具有很高的效率。該文提出一個(gè)在隨機(jī)預(yù)言機(jī)模型下可證明安全的無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名方案。該方案只需分別在系統(tǒng)初始化階段、驗(yàn)證階段預(yù)進(jìn)行一次雙線(xiàn)性對(duì)運(yùn)算，而在簽名階段不需要進(jìn)行計(jì)算。計(jì)算結(jié)果證明該方案比以往的無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名方案具有更高的計(jì)算效率和通信效率，且具有隨機(jī)預(yù)言機(jī)模型下的可證明安全性。

雙線(xiàn)性對(duì); 無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名; 可證明安全; 數(shù)字簽名

文獻(xiàn)[1]首次提出了基于身份的數(shù)字簽名方案。文獻(xiàn)[2]第一次提出雙線(xiàn)性對(duì)的概念，并利用雙線(xiàn)性對(duì)構(gòu)造了一個(gè)基于身份的數(shù)字簽名方案。文獻(xiàn)[3]首次構(gòu)造了一個(gè)無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名方案，該方案也是基于雙線(xiàn)性對(duì)的，但并沒(méi)有對(duì)該方案進(jìn)行嚴(yán)格的安全性證明和安全性分析。文獻(xiàn)[4]論證了文獻(xiàn)[3]的不安全性，容易受到公鑰替換攻擊，敵手可以假冒用戶(hù)對(duì)任意消息進(jìn)行偽造簽名。文獻(xiàn)[5-6]中的方案也不能抵抗公鑰替換攻擊。此外，經(jīng)過(guò)分析發(fā)現(xiàn)文獻(xiàn)[6]中用戶(hù)還可以恢復(fù)出SEM擁有的對(duì)應(yīng)于該用戶(hù)私鑰的另一部分私鑰，使得該簽名方案無(wú)仲裁性質(zhì)。文獻(xiàn)[7]構(gòu)造了一個(gè)高效的無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名方案，它基于離散對(duì)數(shù)困難性假設(shè)，該方案在簽名中不需要“雙線(xiàn)性對(duì)”運(yùn)算，在驗(yàn)證階段僅需2次“雙線(xiàn)性對(duì)”運(yùn)算。但文獻(xiàn)[8]發(fā)現(xiàn)文獻(xiàn)[7]的方案也不能抵抗公鑰替換攻擊。文獻(xiàn)[9-11]也從不同側(cè)面對(duì)安全性和有效性進(jìn)行了更加深入和廣泛的討論。本文在這些成果基礎(chǔ)上提出一個(gè)新的在隨機(jī)預(yù)言機(jī)模型下可證明安全的無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名方案，且比以往的無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名方案具有更高的計(jì)算效率和通信效率。

1 無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名模型

1.1 無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名

一個(gè)無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名系統(tǒng)由密鑰生成中心(key generate center, KGC)、簽名者(signaturer)、驗(yàn)證者(verifier)3個(gè)合法參與者構(gòu)成。包含7個(gè)多項(xiàng)式時(shí)間算法：

1) 系統(tǒng)初始化算法：輸入系統(tǒng)安全參數(shù)1k后，返回KGC的主私鑰(master secret key,MSK)以及系統(tǒng)全局參數(shù)。

2) 部分私鑰提取算法：輸入用戶(hù)身份字符串ID∈{0,1}*({0,1}*表示所有的比特串集合)、系統(tǒng)主私鑰MSK及系統(tǒng)公開(kāi)參數(shù)，由KGC返回用戶(hù)部分私鑰D。

3) 設(shè)置秘密值算法：用戶(hù)隨機(jī)選擇一個(gè)秘密值x，用于生成用戶(hù)的公鑰及私鑰。

4) 用戶(hù)公鑰生成算法：用戶(hù)輸入秘密值x及系統(tǒng)公開(kāi)參數(shù)后，生成自己的公鑰PK。

5) 用戶(hù)私鑰生成算法：用戶(hù)輸入秘密值x及由KGC生成的部分私鑰D，返回完整的私鑰SK。

6) 簽名算法：該算法是概率多項(xiàng)式時(shí)間算法。簽名發(fā)送者在執(zhí)行算法過(guò)程中，輸入待簽名消息m∈MCLS、簽名發(fā)送者身份IDS、完整私鑰SKS和公鑰PKS、簽名驗(yàn)證方身份IDR、全局參數(shù)及一些隨機(jī)數(shù)r∈RCLS。算法執(zhí)行完畢后，若簽名正確則輸出消息m∈MCLS對(duì)應(yīng)的簽名σ∈ΣCLS；否則輸出錯(cuò)誤標(biāo)識(shí)“⊥”。

7) 簽名驗(yàn)證算法：輸入簽名σ∈ΣCLS、簽名發(fā)送者用戶(hù)身份IDS、公鑰PKS、簽名驗(yàn)證方身份IDR及系統(tǒng)全局參數(shù)。算法由簽名驗(yàn)證者執(zhí)行完畢后，若驗(yàn)證簽名正確則輸出“接受簽名”；否則輸出錯(cuò)誤標(biāo)識(shí)“⊥”。

1.2 無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名體制的敵手

無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名體制的敵手[3]分為兩類(lèi)：1) 敵手IA定義為外部的惡意敵手，是主動(dòng)敵手，不知道系統(tǒng)的主私鑰MSK，但擁有替換用戶(hù)公鑰的能力；2) 敵手IIA是一個(gè)誠(chéng)實(shí)但好奇(honest-but- curious)的KGC，是一個(gè)被動(dòng)敵手，擁有系統(tǒng)的主私鑰MSK，但不能替換用戶(hù)的公鑰。

在隨機(jī)預(yù)言機(jī)模型下，一個(gè)無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名方案的可證明安全性，可通過(guò)一個(gè)挑戰(zhàn)者C與敵手IA或者IIA進(jìn)行交互來(lái)確定。

1.2.1 游戲1(針對(duì)敵手IA)

1) 系統(tǒng)初始化：挑戰(zhàn)者C輸入系統(tǒng)安全參數(shù)l，運(yùn)行初始化算法，獲取系統(tǒng)主私鑰MSK及全局參數(shù)，然后將系統(tǒng)全局參數(shù)發(fā)送給敵手IA，并對(duì)系統(tǒng)主私鑰MSK保密。

2) 攻擊階段：敵手IA可以進(jìn)行多項(xiàng)式次的交互詢(xún)問(wèn)。

① 請(qǐng)求公鑰詢(xún)問(wèn)PK(IDi)：當(dāng)敵手AI向挑戰(zhàn)者提交一個(gè)合法的身份IDi并請(qǐng)求詢(xún)問(wèn)該IDi的公鑰后，挑戰(zhàn)者返回提交IDi相對(duì)應(yīng)的公鑰PK(IDi)。

② 替換公鑰詢(xún)問(wèn)PKR(IDi,PK′IDi)：當(dāng)敵手AI向挑戰(zhàn)者提交一個(gè)合法的身份IDi以及一個(gè)偽造的合符系統(tǒng)格式的公鑰PK′IDi后，挑戰(zhàn)者應(yīng)該利用提交的偽造公鑰PK′IDi替換掉敵手提交IDi的當(dāng)前公鑰PKIDi。

③ 秘密值詢(xún)問(wèn)SV(IDi)：當(dāng)敵手AI向挑戰(zhàn)者提交一個(gè)合法的身份IDi并請(qǐng)求詢(xún)問(wèn)該IDi的秘密值xi后，如果該IDi的公鑰未被替換，那么挑戰(zhàn)者向敵手返回該IDi對(duì)應(yīng)的秘密值xIDi；否則模擬失敗。

④ 部分私鑰提取詢(xún)問(wèn)PPK(IDi)：當(dāng)敵手AI向挑戰(zhàn)者提交一個(gè)合法的身份IDi并請(qǐng)求詢(xún)問(wèn)該IDi的部分私鑰后，挑戰(zhàn)者返回提交IDi相對(duì)應(yīng)的部分私鑰DIDi。

⑤ 私鑰提取詢(xún)問(wèn)SK(IDi)：當(dāng)敵手AI向挑戰(zhàn)者提交一個(gè)合法的身份IDi并請(qǐng)求詢(xún)問(wèn)該IDi的私鑰后，挑戰(zhàn)者返回提交IDi相對(duì)應(yīng)的私鑰SKIDi，如果該IDi對(duì)應(yīng)的公鑰被替換，則模擬失敗。

⑥ 簽名詢(xún)問(wèn)Sig(Mi,IDi,PKi)：敵手AI可以對(duì)任何用戶(hù)IDi對(duì)消息Mi的簽名進(jìn)行詢(xún)問(wèn)，挑戰(zhàn)者收到一個(gè)挑戰(zhàn)(Mi,IDi,PKi)后，挑戰(zhàn)者C對(duì)消息Mi生成一個(gè)簽名σi作于對(duì)敵手AI的回答。這里要求對(duì)消息Mi生成簽名σi對(duì)于用戶(hù)IDi和其對(duì)應(yīng)的公鑰PKIDi是有效的。

3) 偽造階段：最后，若敵手AI輸出一個(gè)元組(M*,σ*,ID*,PK)，當(dāng)且僅當(dāng)滿(mǎn)足以下3個(gè)條件，

ID*敵手AI獲得該游戲的勝利。

① 對(duì)于用戶(hù)ID*和其對(duì)應(yīng)的公鑰PKID*，元組中簽名σi是有效的。

② 敵手AI沒(méi)有對(duì)用戶(hù)ID*進(jìn)行過(guò)部分私鑰提取詢(xún)問(wèn)。

1.2.2 游戲2

與游戲1不同之處：AII僅有請(qǐng)求公鑰詢(xún)問(wèn)PK(IDi)、秘密值詢(xún)問(wèn)SV(IDi)、私鑰提取詢(xún)問(wèn)SK(IDi)、簽名詢(xún)問(wèn)Sig(Mi,IDi,PKi)的能力。AII不像AI具有公鑰替換的能力PKR(IDi,PK′ID)：當(dāng)AI向挑戰(zhàn)者提交一個(gè)合法的身份IDi及一個(gè)偽造的符合系統(tǒng)格式的公鑰PK′ID后，挑戰(zhàn)者應(yīng)利用提交的偽造公鑰PK′ ID替換AI提交IDi的當(dāng)前公鑰PKIDi。

2 高效的無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名方案

2.1 無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名方案描述

系統(tǒng)初始化算法分為以下5個(gè)步驟：

1) KGC首先生成素?cái)?shù)q階的加法循環(huán)群G1及乘法循環(huán)群G2，任意選擇一個(gè)生成元P∈G1。

3) KGC計(jì)算得到系統(tǒng)主公鑰P0=sP∈G1。

4) KGC預(yù)計(jì)算雙線(xiàn)性對(duì)e( P, P)=g∈G2，e是一個(gè)雙線(xiàn)性映射。

5) 最后，KGC選擇兩個(gè)密碼學(xué)安全的Hash函數(shù)H1:{0,1}*→(×表示集合間的笛卡爾積)。

部分私鑰提取算法分為兩個(gè)步驟：

用戶(hù)公鑰生成算法執(zhí)行分為兩個(gè)步驟：

1) 計(jì)算得到身份哈希值：

2) 用戶(hù)iU計(jì)算得到公鑰：

2) Alice計(jì)算U=H2(M||R|| T)∈。

3) Alice計(jì)算得到消息簽名V=x( U?1D?

最后，Alice通過(guò)公開(kāi)信道將簽名σ=＜R, T, V＞發(fā)送給Bob。

簽名驗(yàn)證算法執(zhí)行步驟：Bob在接收到Alice發(fā)送的簽名σ=＜R, T, V＞后驗(yàn)證簽名。

1) Bob首先計(jì)算U′=H2(M||R|| T)∈。

2) Bob驗(yàn)證等式：

若成立，則接受簽名；否則拒絕簽名。

2.2 無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名方案的正確性分析

在一般的數(shù)字簽名中，簽名的原始消息對(duì)于簽名發(fā)送方以及簽名驗(yàn)證方均是公開(kāi)的，所以如果對(duì)消息的簽名在傳輸過(guò)程中沒(méi)有被敵手篡改，那么簽名驗(yàn)證方在收到簽名后，首先計(jì)算出正確的U′=(M||R|| T)∈，有U=U′∈，簽名則能通過(guò)式(3)的驗(yàn)證，即：

3 無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名方案的安全性證明

定理 1 無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名方案在k-CCA困難性假設(shè)及隨機(jī)預(yù)言機(jī)(Random Oracle)模型下，對(duì)敵手AI可抵抗存在性偽造攻擊。

證明：挑戰(zhàn)者算法C首先與敵手ΑI交互生成k-CCA困難問(wèn)題的實(shí)例。

初始化階段：設(shè)置PPub=sP, g=e( P, P)。值得注意的是系統(tǒng)主私鑰是保密的。隨后C隨機(jī)選擇一個(gè)指數(shù)l∈{1,2,…,k }，這里k≤qH1。

1) H1詢(xún)問(wèn)

ΑI可以不重復(fù)地對(duì)每一個(gè)身份IDi(i∈{1, 2,…,k})進(jìn)行詢(xún)問(wèn)：

① 若i≠l，C向ΑI返回QID=ti，并將元組(i,ID,QID=ti)添加進(jìn)一個(gè)初始化為空的表L1；

② 若i=l，則C向ΑI返回身份值QID=t0，并將元組(i,ID,QID=t0)添加進(jìn)H1哈希詢(xún)問(wèn)所維護(hù)的表L1。

2) H2詢(xún)問(wèn)

對(duì)于ΑI提起的每一個(gè)詢(xún)問(wèn)(Mi, R, T)：

① C首先檢查表L2，若表中存在一個(gè)元組(Mi, R, T, h2)，那么C向ΑI返回相對(duì)應(yīng)的Hash值；

② 否則，C任意選擇一個(gè)Hash值h2∈Zq*返回給ΑI，并將相應(yīng)的元組(Mi, R, T, h2)添加進(jìn)表L2；

③ 提取部分私鑰詢(xún)問(wèn)，ΑI就一個(gè)身份IDi向C提起提取部分私鑰詢(xún)問(wèn)請(qǐng)求；

④ 若i=l，C終止該預(yù)言機(jī)的模擬；

⑤ 若i≠l，C首先查表LK={i,ID,xID,DID, PKID}，如果表中存在該IDi對(duì)應(yīng)的元組，則向ΑI返回對(duì)應(yīng)的；否則，挑戰(zhàn)者C先以ID作i一次H1哈希詢(xún)問(wèn)，并將元組(i,ID,)更新到表L1，然后向ΑI返回對(duì)應(yīng)ID的部分私鑰DID=(s+，并將元組{i,ID,⊥,,⊥}更新到表，這里“⊥”表示為空。

3) 秘密值詢(xún)問(wèn)

當(dāng)AI向C以IDi并提起詢(xún)問(wèn)后：

① C首先查表LK，如果該表中存在一個(gè)元組{i,ID,xID,DID,PKID}該IDi的公鑰未被替換，那么C向AI返回該ID對(duì)應(yīng)的秘密值xID，否則輸出模擬失敗。

② 否則，C先以IDi作一次H1哈希詢(xún)問(wèn)，并將元組(i,ID,QID=ti)更新到表L1，然后再作一次部分私鑰詢(xún)問(wèn)并隨機(jī)選擇一個(gè)xID∈Zq*，最后向ΑI返回秘密值xID并將元組{i,ID,xID,DID,PKID}更新到表LK，元組中插入的公鑰PKID為C成秘密值后利用公鑰生成算法獲得的。

4) 請(qǐng)求公鑰詢(xún)問(wèn)

對(duì)于ΑI的每一個(gè)詢(xún)問(wèn)IDi：

① C首先查表LK，如果該表中存在一個(gè)元組{i,ID,xID,DID,PKID}，則返回該ID所對(duì)應(yīng)的公鑰PKID；

② 否則，C先以IDi作一次H1哈希詢(xún)問(wèn)，并將元組(i,ID,QID=ti)更新到表L1，然后執(zhí)行一次秘密值詢(xún)問(wèn)，執(zhí)行公鑰生成算法為其生成一個(gè)新的公鑰對(duì)返回給ΑI，并將新的元組{i,ID,xID,DID,PKID}添加進(jìn)該詢(xún)問(wèn)維護(hù)的表LK。

5) 替換公鑰詢(xún)問(wèn)

ΑI向挑戰(zhàn)者提交一個(gè)合法的元組(ID,PK′ID)：

① C首先根據(jù)ID搜索表LK，如果表中存在對(duì)應(yīng)ID的元組，則將其內(nèi)容更新為{i,ID,⊥,DID,PK′ID}；

② 否則，C先以IDi作一次H1哈希詢(xún)問(wèn)，并將元組(i,ID,QID=ti)更新到表L1，然后再作一次部分私鑰提取，并將新元組{i,ID,⊥,DID,PK′ID}插入進(jìn)表LK。C并不知道敵手偽造用戶(hù)公鑰所用到的秘密值xI′D。

6) 提取私鑰詢(xún)問(wèn)

ΑI就一個(gè)身份IDi向C起提取私鑰詢(xún)問(wèn)后：

① 若i=l，挑戰(zhàn)者終止該預(yù)言機(jī)的模擬；

② 若i≠l，分兩種情況：

第一，挑戰(zhàn)者查表LK，若表中存在該ID對(duì)應(yīng)的元組，但是該用戶(hù)的公鑰已經(jīng)被替換，挑戰(zhàn)者模擬失敗；否則返回該用戶(hù)對(duì)應(yīng)的私鑰SKID=(xID,DID)；

第二，若表LK中不存在該ID對(duì)應(yīng)的元組，查表L1，找到該ID對(duì)應(yīng)的身份哈希值QID，如果該ID對(duì)應(yīng)元組不存在，則以該ID作一次H1詢(xún)問(wèn)，并將元組(i,ID,QID=ti)更新到表L1，然后執(zhí)行一次秘密值提取詢(xún)問(wèn)，將新元組{i,ID,xID,DID,⊥}插入表LK并向ΑI返回提交ID私鑰SKID=(xID,DID)。

7） 簽名詢(xún)問(wèn)

在預(yù)言機(jī)詢(xún)問(wèn)中，ΑI提交的詢(xún)問(wèn)內(nèi)容為一個(gè)元組(Mi,IDi,PKIDi)，無(wú)論該ID公鑰是否被替換，C均能生成一個(gè)合法的簽名(通過(guò)驗(yàn)證等式)：

① 任意選擇兩個(gè)隨機(jī)數(shù)r, t∈Zq*，計(jì)算得到R=gr, T=gt；

② 計(jì)算U=H2(Mi||R|| T )；

③ 計(jì)算V=rU?1D?PK，并將生成的簽名

IDA(V, R, T)返回給ΑI。

8) 偽造階段

最后，ΑI輸出一個(gè)成功的偽造元組(M*,σ*= (V*,R*, T*),ID*,PKID*)，元組里的簽名σ*是能通過(guò)驗(yàn)證等式的，ID*≠I(mǎi)Dl，若挑戰(zhàn)者終止模擬；否則，利用文獻(xiàn)[12]中的的攻擊方法，C進(jìn)行重放攻擊，生成另一個(gè)偽造元組(M*,σ*=(V*,R*, T*), ID*,PKID*)，這里要求Α及簽名σ*需滿(mǎn)足：

最后C則通過(guò)兩次偽造簽名的恒等性e( V*+P))獲得k-CCA困難性問(wèn)題的解

定理 2 無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名方案在kCCA?困難性假設(shè)以及隨機(jī)預(yù)言機(jī)模型下，對(duì)敵手IIA可以抵抗存在性偽造攻擊。思路與方法同定理1。

4 無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名方案的效率分析

表1列舉了本文方案與其他無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名方案在簽名以及驗(yàn)證階段中計(jì)算效率和簽名規(guī)模上的比較。可以看出，本文方案與其他的無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名方案相比，不但費(fèi)時(shí)的雙線(xiàn)性對(duì)運(yùn)算比其他的無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名方案少，而且指數(shù)運(yùn)算和計(jì)算快速的倍點(diǎn)運(yùn)算也與其他無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名方案相當(dāng)，可見(jiàn)本文方案具有更高的運(yùn)算效率；另外，本文方案的簽名規(guī)模也和其他方案大致平衡；最后，在協(xié)議的執(zhí)行過(guò)程中，本文方案不需要復(fù)雜的運(yùn)行費(fèi)時(shí)的映射到點(diǎn)(map-to-point)的Hash函數(shù)。因此，本文方案是一個(gè)高效的無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名方案。

表1 4個(gè)無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名方案的效率對(duì)比

5 結(jié) 論

本文提出了一個(gè)在隨機(jī)預(yù)言機(jī)模型下可證明安全的無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名方案。方案僅需在系統(tǒng)初始化階段預(yù)計(jì)算一次雙線(xiàn)性對(duì)，在驗(yàn)證階段計(jì)算一次雙線(xiàn)性對(duì)，而在簽名階段不需要進(jìn)行雙線(xiàn)性對(duì)運(yùn)算，因此本方案比以往一些無(wú)證書(shū)數(shù)字簽名方案具有更高的計(jì)算效率和通信效率。

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編 輯 葉 芳

Efficient and Provably Secure Certificateless Signature from Bilinear Pairings

HE Ming-xing, LI Peng-cheng, and LI Xiao

(School of Computer and Software Engineering, Xihua University Chengdu 610039)

Certificateless cryptography aims at combining the advantages of identity based and traditional certificate-based public key cryptography, so as to avoid the key escrow problem inherent in the identity based system and certificate management in public key infrastructure. In this paper, we propose a new efficient certificateless signature scheme and prove its security in the random oracle model. Furthermore, via pre-computing a bilinear pairing in the setup phase, our scheme only needs to compute one pairing in the verify stage. It is more efficient in computation complexity and communication complexity than that of many previous schemes.

bilinear pairing; certificateless signature; provable security; signature

TP309

A

10.3969/j.issn.1001-0548.2015.05.016

2013 ? 07 ? 21；

2014 ? 03 ?01

科技部支撐計(jì)劃(2011BAH26B00)；四川省國(guó)際合作項(xiàng)目(2009HH0009)；四川省高校創(chuàng)新團(tuán)隊(duì)項(xiàng)目(13TD0005)作者簡(jiǎn)介：何明星(1964 ? )，男，博士，教授，主要從事密碼學(xué)與信息安全方面的研究.