可證安全的基于身份代理聚合簽名方案

胡江紅

（寶雞文理學(xué)院 數(shù)學(xué)與信息科學(xué)學(xué)院，陜西 寶雞 721013）

可證安全的基于身份代理聚合簽名方案

胡江紅

（寶雞文理學(xué)院 數(shù)學(xué)與信息科學(xué)學(xué)院，陜西 寶雞 721013）

對一個基于身份代理聚合簽名方案進(jìn)行了安全性分析，證明該方案的聚合簽名不能抵抗偽造攻擊。在此基礎(chǔ)上，利用雙線性技術(shù)構(gòu)造了一個新的基于身份代理聚合簽名方案，并且利用Diffie-Hellman困難問題，在隨機(jī)預(yù)言模型下，證明了新方案是存在性不可偽造的.效率分析結(jié)果表明，新方案的驗證等式需要3個對運(yùn)算，比已有的代理聚合簽名方案更安全更高效。

代理聚合簽名；基于身份簽名；雙線性對；Diffie-Hellman困難問題

代理簽名[1]能夠?qū)崿F(xiàn)數(shù)字簽名權(quán)利的委托，允許原始簽名者因生病，出差等原因?qū)⒑灻麢?quán)力委托給代理簽名者，代理簽名者將代表原始簽名者產(chǎn)生有效的代理簽名。一個代理簽名需要滿足五條安全性質(zhì)：可區(qū)分性、可驗證性、不可偽造性、不可否認(rèn)性和身份識別性.1984年，Shamir[2]第一次提出了基于身份的簽名方案，解決了傳統(tǒng)公鑰密碼體制中的證書管理問題。在基于身份的數(shù)字簽名方案中，用戶的公鑰是由用戶公開的身份信息得到，比如E-mail地址，IP地址，身份證號和車牌號等，而對應(yīng)的私鑰則是由第三方生成，這樣就避免了傳統(tǒng)的公鑰密碼系統(tǒng)對證書的發(fā)放，存儲和撤銷等帶來的巨大開銷問題。隨后，隨著實際應(yīng)用的需要，很多學(xué)者將代理簽名和基于身份的密碼體制相結(jié)合，產(chǎn)生了基于身份的代理簽名方案。2003年，Zhang和Kim[3]首次提出了一個基于身份的代理簽名方案。

在實際簽名中，還會涉及一些需要不同用戶對不同消息進(jìn)行簽名，而且對許多簽名同時進(jìn)行驗證的情況。為了提高簽名的驗證和傳輸效率，2003年，Boneh等人[4]首次提出了聚合簽名的概念，即n個用戶對n個不同的消息m分別進(jìn)行簽名，這n個簽名被合成一個簽名，而驗證方只需要對合成后的簽名進(jìn)行驗證就能確認(rèn)是否是指定用戶對消息m的簽名。聚合簽名大大減小了簽名的存儲空間和簽名的驗證工作量，隨后出現(xiàn)了很多聚合簽名方案[5-13]。2010年，孫華等人[13]提出了一個基于身份的聚合簽名方案，隨后，在此基礎(chǔ)上又提出了一個安全的基于身份代理聚合簽名方案[14]。2012年，王勇兵等人[15]提出了一個基于身份的代理聚合簽名方案。文中首先對文獻(xiàn)[15]的安全性進(jìn)行分析，發(fā)現(xiàn)該方案不能抵抗偽造攻擊，即攻擊者可以成功偽造代理聚合簽名，然后提出一個新的基于身份的代理聚合簽名方案，利用Diffie-Hellman困難問題，在隨機(jī)預(yù)言模型下，證明了新方案的安全性，而且通過效率分析發(fā)現(xiàn)，最終的聚合簽名驗證等式需要3個雙線性對運(yùn)算，簽名長度為n+1,比文獻(xiàn)[14]和文獻(xiàn)[15]的效率更高。

1 文獻(xiàn)[15]的安全性分析

這一節(jié)我們對王勇兵等人的方案進(jìn)行安全性分析，具體算法參見文獻(xiàn)[15]，這里不再詳述.通過分析我們發(fā)現(xiàn)，攻擊者能夠偽造任意n個簽名人對n個消息的代理聚合簽名.設(shè)攻擊者的身份為IDA，代理用戶P1的身份為ID1，則攻擊者按如下算法偽造對消息（m1，m2)的聚合簽名：

首先，攻擊者首先通過運(yùn)行密鑰生成算法得到系統(tǒng)公開參數(shù)，并得到與自己身份IDA對應(yīng)的公私密鑰對，然后，隨機(jī)選擇t1，t2∈，計算則攻擊者偽造的對消息（m1，m2）的代理聚合簽名為（Q′，V′）。由于：

所以，攻擊者偽造的聚合簽名是有效的，能夠通過驗證等式，則文獻(xiàn)[15]中的方案是不安全的。

2 新的代理聚合簽名方案

Setup設(shè)原始簽名者為O，身份信息為IDO，代理簽名組為P=（P1，P2，…，Pn），相應(yīng)的身份信息為IDi（i=1，2，…，n），待簽名的消息為M=（m1，m2，…，mn），mw是授權(quán)證書，包括原始簽名者和代理簽名者的身份信息，代理簽名的有效期等。

給定一個安全參數(shù)k，PKG選擇兩個階為素數(shù)q＞2k的群G1和G2，一個雙線性映射為e：G1×G1→G2，P是群G1的一個生成元，PKG隨機(jī)選擇一個隨機(jī)數(shù)s∈作為系統(tǒng)主密鑰，計算系統(tǒng)公鑰為Ppub=sP。選擇4個安全的Hash函數(shù)H0：{0，1}*→G1，H1，H2，H3：{0，1}*→，PKG公布{k，e，G1，G2，P，Ppub，H0，H1，H2，H3}，保管系統(tǒng)主密鑰s。

Key-Extract給定用戶的身份信息ID∈{0，1}*，計算QID= H0（ID）作為用戶的公鑰，相應(yīng)的私鑰為dID=sQID=sH0（ID），則記原始簽名者的公私密鑰對為（QID0，dID0），代理簽名者的公私密鑰對為（QID1，dID1）（1≤i≤n）。

Sign給定用戶身份ID的私鑰dID和待簽名的消息m，用戶隨機(jī)選擇 r∈，計算 U=rP，T=H1（Ppub），h=H2（m‖U），V= rT+dIDh，則對消息m的簽名為（U，V）。

Veri驗證者首先計算QID=H0（ID），h=H2（m‖U），然后通過下面的驗證等式驗證簽名的有效性e（P，V）=e（T，U）e（Ppub，QIDh）

PAGen 1）原始簽名者O隨機(jī)選擇r0∈，計算U0=r0P，h0=H2（mw‖U0），V0=r0T+dID0h0，然后將（mw，U0，V0）發(fā)送給代理簽名者Pi。

2）代理簽名者Pi（i=1，2，…，n）收到（mw，U0，V0）后，驗證e（P，V0）=e（T，U0）e（Ppub，QID0h0）是否成立，若成立，代理者Pi計算自己的代理簽名密鑰xPi=V0+dIDih0。

PPASign代理簽名者Pi隨機(jī)選擇ti∈，計算Ri=tiP，wi= H3（IDi‖mw‖mi‖Ri），Si=tiT+xPiwi，則（Si，Ri）就是身份IDi的代理簽名者Pi對消息mi的簽名。

3 安全性分析

3.1 正確性

由于：

從而本方案是正確的。

3.2 安全性

由于代理聚合簽名中包括授權(quán)證書，原始簽名人和代理簽名人的身份，因此，容易驗證該方案滿足代理簽名的幾個性質(zhì)，如可區(qū)分性，可驗證性，強(qiáng)可識別性和強(qiáng)不可否認(rèn)性。下面我們在隨機(jī)預(yù)言模型下討論該方案的強(qiáng)不可偽造性。

定理1給定一個安全參數(shù)k，使G1是一個（t′，ε′）-GDH群，且其階為素數(shù)q＞2k，p是群G1的生成元，e：G1×G1→G2是一個雙線性映射，那么，本文提出的新方案在群G1上是（t，qH，qE，qS，n，ε）-抗存在性偽造安全的。

證明：假設(shè)敵手A能夠以（t，qH，qE，qS，qPAS，n，ε）攻擊本文新方案，其中敵手攻擊者A訪問哈希函數(shù)H0，H1，H2，H3詢問，Extraction詢問，Signing詢問，Delegation詢問和PPA Signing詢問的次數(shù)分別是：qH0，qH1，qH2，qH3，qE，qS，qPS，qPAS。

H0-queries：敵手A對隨機(jī)預(yù)言機(jī)H0發(fā)起詢問，算法為了響應(yīng)詢問，產(chǎn)生一個四元組（IDi，Qi，bi，ci）的列表L1。當(dāng)敵手A對身份IDi詢問H0時，算法 作如下響應(yīng)：

1）如果IDi已經(jīng)出現(xiàn)在列表L1中，則算法響應(yīng)Qi=H0（IDi）。

3）隨機(jī)選擇bi∈，如果ci=0，計算Qi=biY=bi（yP），如果ci=1，計算Qi=biP，并把四元組（IDi，Qi，bi，ci）添加到列表L1中，然后將Qi=H0（IDi）發(fā)送給敵手A。

H1-queries：C維護(hù)列表L2={Ppub，α，T}，當(dāng)敵手A詢問T值時，若記錄存在，則返回T給A，否則，C隨機(jī)選擇α∈，計算T=αP，并將（Ppub，α，T）添加到列表L2中。

H2-queries：敵手A對隨機(jī)預(yù)言機(jī)H2發(fā)起詢問，算法為了響應(yīng)詢問，產(chǎn)生一個三元組（m，U，h）的列表L3。當(dāng)敵手A對（m，U）詢問H2時，算法作如下響應(yīng)：

1）如果（m，U）已經(jīng)存在于列表L3中，則響應(yīng)H2（m‖U）=h。

H3-queries：敵手A對隨機(jī)預(yù)言機(jī)H3發(fā)起詢問，算法為了響應(yīng)詢問，產(chǎn)生一個五元組（IDi，mw，mi，Ri，di）的列表L4。當(dāng)敵手A對（IDi，mw，mi，Ri）詢問H3時，算法作如下響應(yīng)：

1）如果（IDi，mw，mi，Ri）已經(jīng)存在于列表L4中，則算法響應(yīng)wi=di∈。

2）否則，隨機(jī)選擇ti∈，計算Ri=tiP，wi=H3（IDi‖mw‖mi‖Ri），并把（IDi，mw，mi，Ri，di）添加到列表L4中，并且響應(yīng)wi=di∈。

Extraction queries:當(dāng)敵手A詢問身份為IDi的私鑰時，算法 C作如下響應(yīng)：運(yùn)行H0-queries，查找列表 L1的四元組（IDi，Qi，bi，ci），如果ci=0，則算法輸出“失敗”，否則，計算Qi= biP，定義 dIDi=biPpub，注意到 dIDi=biX=bixP=xQi，因此 dIDi是身份IDi的私鑰，并將dIDi發(fā)送給敵手A。

Signing queries:當(dāng)敵手A詢問身份為IDi的用戶對消息mi的簽名時，算法調(diào)出列表L1，如果ci=0，則算法輸出“失敗”，否則，表明Qi=biP。調(diào)出列表L3，如果（mi，Ui）已經(jīng)存在于列表L3中，那么從中取得hi，否則，隨機(jī)選擇ri∈，計算Ui=riP，H2（mi‖Ui）=hi，并把（mi，Ui，hi）加入列表L3中。最后，計算Vi=riT+dIDihi，并把（Ui，Vi）發(fā)送給敵手A，則（Ui，Vi）就是消息mi在身份IDi下的一個有效簽名。

Delegation queries:敵手A將授權(quán)證書mw，原始簽名人身份ID0和代理簽名人身份IDi（1≤i≤n）提交給算法，假設(shè)敵手A扮演的是原始簽名人，則算法做如下響應(yīng)：

1）在列表L1中，查找相應(yīng)的（IDi，Qi，bi，ci），如果ci=0，則算法輸出“失敗”，否則，計算H（IDi）=biP，并將biPpub作為代理簽名人IDi的私鑰。

2）如果（mi，U0）已經(jīng)在列表L3中，那么敵手A取得h0，否則，隨機(jī)選擇h0∈，并把（mi，U0，h0）加入列表L3，并計算V0= r0T+dID0h0。

3）運(yùn)行PAGen算法，產(chǎn)生代理簽名私鑰xPi=V0+dID0h0。

PPA Signing queries：敵手A將授權(quán)證書mw，原始簽名人身份ID0和代理簽名人身份IDi（1≤i≤n）提交給算法，則算法按照代理權(quán)詢問，產(chǎn)生代理簽名人的代理私鑰xPi=V0+ dIDih0，如果（IDi，mw，mi，Ri）已經(jīng)存在于列表L4中，則響應(yīng)wi=di∈Z，否則，隨機(jī)選擇ti∈，計算Ri=tiP，wi=H4（IDi‖mw‖mi‖Ri），并把（IDi，mw，mi，Ri，di）添加到列表L4中，響應(yīng)wi=di∈。最后，計算簽名Si=tiT+xPidi，則（mw，U0，Ri，Si）就是產(chǎn)生的部分代理簽名。

PA signature queries:敵手A提交授權(quán)證書mw，原始簽名人身份ID0和代理簽名人身份IDi（1≤i≤n）以及消息（m1，m2，…，mn），算法運(yùn)行代理權(quán)詢問和部分代理簽名詢問產(chǎn)生各個代理簽名人的部分簽名（mw，U0，Ri，Si），生成代理聚合簽名（mw，U0，Ri，S）。

最后，敵手A停止游戲，輸出一個在n個消息-身份（mi，IDi）上的代理聚合簽名（mw，U0，Ri，S），且在這n個消息-身份（mi，IDi）上至少存在一個（m1，ID1）沒有經(jīng)過私鑰解析詢問，當(dāng)且僅當(dāng)c1=0，c1=1（2≤i≤n），算法C沒有失敗退出，當(dāng)c1=0有H1（ID1）=b1（yP），當(dāng)ci=1（2≤i≤n），有H1（IDi）=biP。

如果敵手A扮演的是原始簽名人，則由聚合簽名滿足的驗證等式有

同理，如果敵手A扮演的是代理簽名人，則由聚合簽名滿足的驗證等式有

3.3 效率分析

將本文新方案的計算量與文獻(xiàn)[11]和[12]進(jìn)行比較，用Pr表示雙線性對運(yùn)算，Sm表示標(biāo)量乘運(yùn)算，n表示代理簽名的用戶數(shù)，則在代理聚合簽名和驗證階段，文中新方案的計算量為3Pr+3nSm，而文獻(xiàn)[11]的計算量為5Pr+3nSm，文獻(xiàn)[12]的計算量3Pr+4nSm，由此可見，本文的新方案效率更高一些。

4 結(jié)束語

文中對一個基于身份的代理聚合簽名方案進(jìn)行了安全性分析，表明該方案不能抵抗簽名偽造攻擊，然后設(shè)計了一個新的可證安全的基于身份代理聚合簽名方案，并且在隨機(jī)預(yù)言模型下證明了新方案的安全性，和已有方案相比較，新方案的效率更高?；谏矸莸木酆虾灻桨傅膬?yōu)點(diǎn)就是減少了簽名驗證的工作，解決了公鑰證書的管理問題，在實際中我們進(jìn)一步的工作就是設(shè)計可證安全的簽名長度固定的無證書聚合簽名方案。

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Provably secure identity-based proxy aggregate signature scheme

HU Jiang-hong
（College of Mathematics and Information Science，Baoji University of Arts and Sciences，Baoji 721013，China）

Through secure analysis of an identity-based proxy aggregate signature scheme，this paper proved the aggregate signature couldn't resist forgery attack.Based on the scheme，this paper proposed a new identity-based proxy aggregate signature scheme with the bilinear pairings，and proved the proposed scheme is secure against existential forgery attack under the computational Diffie-Hellman problem in the random oracle model.The new scheme only needs three pairing computation in the verification stage and is more efficient than the known schemes.

proxy aggregate signature；identity-based signature；bilinear pairing；Diffie-Hellman problem

TN918

A

1674－6236（2016）18-0010-03

2016-02-25 稿件編號：201602134

國家自然科學(xué)基金（61402015）；陜西省教育廳專項科研計劃項目（15JK1022）；寶雞市科技計劃項目（14GYGG-4-2, 15RKX-1-5-8）；寶雞文理學(xué)院一般項目（YK1618）

胡江紅(1981—)，女，陜西寶雞人，碩士,講師。研究方向：密碼學(xué)與信息安全。