農(nóng)產(chǎn)品供應(yīng)鏈的物聯(lián)網(wǎng)安全

苗玉霞

摘要：物聯(lián)網(wǎng)的應(yīng)用可以明顯提高水果等農(nóng)產(chǎn)品供應(yīng)鏈的時間效率，但容易受到黑客的惡意攻擊，導(dǎo)致供應(yīng)鏈被破壞，所以農(nóng)產(chǎn)品供應(yīng)鏈的各個環(huán)節(jié)應(yīng)當(dāng)具有隱私保護與抵御攻擊的能力。提出一種物聯(lián)網(wǎng)中隱私保護的安全數(shù)據(jù)聚合協(xié)議。首先，將物聯(lián)網(wǎng)中各成員節(jié)點的數(shù)據(jù)分為若干的屬性，使用Paillier同態(tài)加密算法對各屬性數(shù)據(jù)進行加密；然后，中心節(jié)點sink對成員節(jié)點的每個屬性分別進行聚合與關(guān)聯(lián)處理；此外，設(shè)計了異常聚合屬性的檢測算法以抵御惡意攻擊行為。仿真試驗與對比分析的結(jié)果表明，本協(xié)議在保證安全性與隱私性的前提下，具有較低的計算、通信成本。

關(guān)鍵詞：農(nóng)產(chǎn)品供應(yīng)鏈；物聯(lián)網(wǎng)安全；同態(tài)加密算法；數(shù)據(jù)聚合協(xié)議；隱私保護

中圖分類號： S126文獻(xiàn)標(biāo)志碼： A

文章編號：1002-1302（2017）10-0188-05

工業(yè)4.0中將物聯(lián)網(wǎng)的應(yīng)用場景進行了深入的擴展，而物聯(lián)網(wǎng)在供應(yīng)鏈管理中的應(yīng)用是一個重要的場景。隨著物聯(lián)網(wǎng)技術(shù)的日益成熟，已有許多研究人員采用物聯(lián)網(wǎng)技術(shù)解決供應(yīng)鏈管理的問題，并獲得了較好的效果。顏波等開發(fā)出基于射頻識別和產(chǎn)品電子代碼物聯(lián)網(wǎng)的管理平臺，對水產(chǎn)品流通過程進行全程追溯[1]；肖亮實現(xiàn)了對物流資源的有效采集，進而增強了對社會物流資源的整合利用和優(yōu)化配置[2]。此類研究并未合理地考慮物聯(lián)網(wǎng)設(shè)備的處理能力限制以及物聯(lián)網(wǎng)的可擴展性需求，而物聯(lián)網(wǎng)中的節(jié)點難以對采集的高頻大數(shù)據(jù)進行直接地路由與處理[3]。此外，供應(yīng)鏈涉及企業(yè)與政府大量的隱私信息，所以供應(yīng)鏈的安全性是另一個重要問題。

物聯(lián)網(wǎng)中傳感器或射頻識別（簡稱RFID）采集了大量的細(xì)節(jié)數(shù)據(jù)，而用戶一般僅查詢一定條件的數(shù)據(jù)，如果將滿足條件的所有細(xì)節(jié)數(shù)據(jù)發(fā)送至sink節(jié)點，再統(tǒng)一計算，則節(jié)點間會產(chǎn)生極大的流量[4]。為了降低通信帶寬與普通節(jié)點的計算成本，學(xué)者提出了數(shù)據(jù)聚合與關(guān)聯(lián)的概念，網(wǎng)內(nèi)節(jié)點對不同數(shù)據(jù)源的數(shù)據(jù)進行提前綜合處理，通過聚合、關(guān)聯(lián)分析分別過濾冗余數(shù)據(jù)，關(guān)聯(lián)相似數(shù)據(jù)，由此降低數(shù)據(jù)的規(guī)模。Ren等針對無線傳感器網(wǎng)絡(luò)（WSN）設(shè)計了一種數(shù)據(jù)聚合協(xié)議，假設(shè)傳感器節(jié)點采集的數(shù)據(jù)滿足屬性-值的格式，通過對屬性的聚合處理將冗余的信息過濾，該研究提出了較多的假設(shè)，且并未考慮協(xié)議的安全性[5]。Zhang等考慮WSN的安全性，對采集的數(shù)據(jù)作加密處理，傳感器的計算與存儲能力可負(fù)擔(dān)這2個算法，但廣義的物聯(lián)網(wǎng)設(shè)備（例如RFID標(biāo)簽、閱讀器等）難以負(fù)擔(dān)傳感器協(xié)議的計算與通信開銷[6-7]。與WSN相比，物聯(lián)網(wǎng)中的感知節(jié)點數(shù)量龐大且種類繁多，并且其計算與通信能力更為有限（如RFID系統(tǒng)），所以基于WSN的數(shù)據(jù)聚合協(xié)議無法直接應(yīng)用于物聯(lián)網(wǎng)[8]。

物聯(lián)網(wǎng)隱私保護方法主要分為3類：（1）匿名化方法[9]，主要通過模糊化敏感信息來保護隱私；（2）加密方法[10]，主要保護數(shù)據(jù)隱私；（3）路由協(xié)議法[11]，主要保護位置隱私。曾萍等提出一種基于同態(tài)加密與中國剩余定理（HECRT）的密鑰管理方案[12]；胡向東等提出基于SM4密碼算法的智能家居物聯(lián)網(wǎng)安全系統(tǒng)[13]；Xin提出一種混合的加密算法[14]。

供應(yīng)鏈應(yīng)用場景對物聯(lián)網(wǎng)的可擴展能力、隱私保護能力、對大數(shù)據(jù)的處理能力均具有極高的要求，因此本研究設(shè)計了物聯(lián)網(wǎng)聚合協(xié)議PAP（paillier based aggregation protocol），并采用加密方法保護物聯(lián)網(wǎng)的隱私性與安全性。Singh等詳細(xì)地分析并證明了Paillier同態(tài)加密系統(tǒng)對小數(shù)據(jù)量的計算速度具有明顯的優(yōu)勢，本研究受此啟發(fā)，在聚合協(xié)議中采用Paillier加密方法對數(shù)據(jù)進行加密，以期實現(xiàn)物聯(lián)網(wǎng)的隱私保護[15-16]。

1Paillier同態(tài)加密系統(tǒng)

1.1Paillier加解密程序

Paillier加密系統(tǒng)的主要步驟如下：

（1）秘鑰生成：假設(shè)k為秘密參數(shù)。選擇k比特的質(zhì)數(shù)p與q，計算n=p×q，并決定Carmichael函數(shù)λ（n）=lcm（p-1，q-1），假設(shè)BαZ*n2表示nα階的元素集合，BαZ*n2是集合Bα之間的并集，其中α=1，…，λ，g∈B。公鑰（n，g）與私鑰（p，q）檢查是否滿足等式gcd{L[gλ（modn2）]，n}=1，其中函數(shù)L（.）定義為L（u）=[SX（]u-1u[SX）]，如果滿足，則為正確秘鑰；否則為錯誤秘鑰。

（2）加密[ε（m）]：假設(shè)加密消息m

（3）解密[D（c）]：首先驗證c

1.2數(shù)字簽名方案

Paillier系統(tǒng)的數(shù)字簽名方案有2步：簽名生成與簽名驗證。

（1）簽名生成[S（m）]：假設(shè)h：N→{0，1}*Z*n2為1個hash函數(shù)，則消息m

（2）簽名驗證[V（m）]：為了驗證簽名，消息m的（s1，s2）需驗證等式：h（m）=gs1sn2（modn2）。

2物聯(lián)網(wǎng)聚合協(xié)議模型

2.1物聯(lián)網(wǎng)模型

假設(shè)網(wǎng)絡(luò)為2層網(wǎng)絡(luò)（分簇），其中包含1個中心節(jié)點S（sink）：負(fù)責(zé)聚集與分析聚合的數(shù)據(jù)。每個簇中包含2種節(jié)點（簇頭與普通節(jié)點）：將簇頭表示為Mj，負(fù)責(zé)從普通節(jié)點 Gji∈Mj 聚集數(shù)據(jù)，j表示簇號。本協(xié)議中所有的實體及其功能如下描述：

sink節(jié)點（S）：聚集所有的數(shù)據(jù)進行分析。S廣播查詢并接收Gji個節(jié)點的響應(yīng)，然后獲得聚合的Gji個屬性數(shù)據(jù)，最后對聚合的結(jié)果作關(guān)聯(lián)處理。

簇頭（Mj）：網(wǎng)絡(luò)分為若干個簇（j為簇號）。簇頭Mj接收查詢Q并轉(zhuǎn)發(fā)至簇Gji的其他節(jié)點，然后接收普通節(jié)點的響應(yīng)，將響應(yīng)聚合處理并將結(jié)果返回S。

普通節(jié)點Gji：普通節(jié)點接收簇頭Mj的查詢，生成響應(yīng)并發(fā)送至簇頭Mj，假設(shè)Gji預(yù)知S的公鑰KS。

2.2信任模型

[JP3]考慮S是1個受信任方，Gji與Mj為部分受信任，Gji為誠實但好奇模型，即Gji可嚴(yán)格執(zhí)行查詢協(xié)議，但可能被攻擊者攻破。

2.3攻擊模型

主要考慮以下3種攻擊：

竊聽：節(jié)點攔截通信以獲得其他節(jié)點的屬性。

合謀攻擊：Mj個節(jié)點可能合謀搜索Gji個節(jié)點的屬性。

污染攻擊：Mj合成1個響應(yīng)欺騙S。Mj可能修改查詢來請求Gji個屬性，并對響應(yīng)進行修改。

2.4應(yīng)用場景的假設(shè)

對應(yīng)用場景作以下假設(shè)：[HJ1.75mm]

彈性通信機制：參與節(jié)點均實現(xiàn)了傳輸控制機制，使信道具有彈性。

節(jié)點資源：假設(shè)S有足夠的計算資源解密并處理接收的響應(yīng)。Mj與Gji則為資源受限型，假設(shè)Gji個節(jié)點均具有1個偽隨機數(shù)的產(chǎn)生器。

2層的網(wǎng)絡(luò)：使用分簇算法將網(wǎng)絡(luò)分為2層。

2.5協(xié)議的目標(biāo)

PAP中大量的節(jié)點須要通過sink節(jié)點共享信息，并保證安全性。PAP協(xié)議的目標(biāo)有如下4點：（1）隱私保護，Gji個節(jié)點將請求的數(shù)據(jù)傳遞至S，并保持匿名性，S是唯一可訪問所有數(shù)據(jù)的節(jié)點；（2）抗合謀攻擊，節(jié)點Mj與Gji可能為共謀關(guān)系，但其他節(jié)點的數(shù)據(jù)必須保持不可訪問狀態(tài)；（3）聚合的可驗證性，每個Mj聚合數(shù)據(jù)，S驗證聚合的數(shù)據(jù)，S的驗證過程中檢測是否存在惡意Mj污染了聚合的數(shù)據(jù)；（4）聚合的關(guān)聯(lián)處理，S在獲得聚合結(jié)果的同時，還須獲得屬性值之間的關(guān)聯(lián)關(guān)系。

3協(xié)議描述

PAP為請求-響應(yīng)的工作模型（圖1）。PAP主要有5步：（1）如果sink節(jié)點S需要從節(jié)點Gji獲得信息，則向簇內(nèi)發(fā)[CM（25]送1個簽名的請求SKS（Q），簇首Mj直接向簇內(nèi)節(jié)點轉(zhuǎn)發(fā)

請求；（2）各Gji生成響應(yīng)Rji并采用Paillier加密系統(tǒng)加密響應(yīng)εKS（Rji）；（3）該響應(yīng)經(jīng)過Mj聚合處理后發(fā)送至S；（4）Mj收集其簇內(nèi)成員的所有響應(yīng)，然后利用Paillier的同態(tài)性質(zhì)生成聚合的響應(yīng)Rj[TX-]；（5）最終將Rj[TX-]發(fā)送至S，S聚合所有簇頭的響應(yīng)，解密各響應(yīng)并獲得聚合所需數(shù)據(jù)。

在協(xié)議中，Mj可能進行假冒攻擊，例如：注入1個合成的響應(yīng)來欺騙S。為了解決該問題，各節(jié)點Gji為每個響應(yīng)設(shè)置1個遞增的隨機數(shù)，S基于該隨機數(shù)可判斷是否有Mj污染了聚合的結(jié)果，具體的異常檢測算法如“3.6”節(jié)所述。

考慮S是農(nóng)產(chǎn)品工業(yè)園區(qū)的緊急管理系統(tǒng)，分為不同的倉庫（圖2）。為了簡化分析，僅考慮2個倉庫，S定義了2種水果（蘋果、香蕉）與3個水果庫存時間的區(qū)間（[1，3]、[4，6]、[7，9]d），第1個查詢（Q1）查詢每箱水果的品種與存放時間，第2個查詢（Q2）查詢香蕉的采摘時間（d）。

3.2協(xié)議初始化階段

協(xié)議開始階段，各節(jié)點Gji從S收到公鑰KS；然后，節(jié)點Gji生成唯一的隨機數(shù)rji（為了最小化沖突，該數(shù)可能大于節(jié)點的數(shù)量），將該數(shù)加密并發(fā)送至S。

3.3查詢廣播

S向各簇頭Mj廣播查詢Q，查詢S感興趣的節(jié)點Gji的屬性集合。查詢Q定義為Q=SkS（{A，I，l}），集合A={a1，…，an}包含當(dāng)前請求的所有屬性ai，集合I={I1，…，In}包含每個屬性值的區(qū)間，l表示屬性所需的比特數(shù)量。

3.4建立響應(yīng)

各節(jié)點Gji驗證接收查詢的簽名Rji，然后生成響應(yīng)。如果獲得屬性值，則設(shè)置該節(jié)點Gji的Pi=1；否則設(shè)Pi=0。

總屬性的數(shù)量Np計算為屬性ai所有間隔Ii的可行組合數(shù)量，即：Np=∏[DD（]i[DD）]|Ii|。

節(jié)點Gji將其隨機數(shù)rji插入Rji，響應(yīng)Rji的最終結(jié)構(gòu)：Rji={P1‖…‖PNP‖rji}，“‖”表示級聯(lián)運算。

假設(shè)響應(yīng)中屬性的順序為預(yù)設(shè)值，如果屬性a1與a2分別有3、2個值，則屬性P1為a1與a2的第1個值，P2則由a1的第1個值與a2的第2個值組成，P3由a1的第2個值與a2的第1個值組成。Gji使用Paillier加密系統(tǒng)將響應(yīng)Rji加密εKS（Rji）=Rji[TX-]，然后將Rji[TX-]發(fā)送至Mj。Rji的長度是1個關(guān)鍵因素，其長度IR依賴每個屬性Pi的長度與rji的最大比特數(shù)量lr，該長度應(yīng)當(dāng)可防止沖突，所以每個屬性必須足夠長，因此每個屬性必須是l比特長度。lR的計算方法如下所示：

3.4.1響應(yīng)實例

考慮圖2實例中的Q1，共包含6個屬性分組（例如香蕉、蘋果各有[1，3]、[4，6]、[7，9] d的庫存時間），可得：{[1，3]，蘋果}→P1=1；{[4，6]，蘋果}→P2=1；{[7，9]，蘋果}→P3=1；{[1，3]，香蕉}→P4=1；{[4，6]，香蕉}→P5=1；{[7，9]，香蕉}→P6=1。

假設(shè)節(jié)點G11為蘋果，庫存時間是5 d，則該節(jié)點屬于P2，考慮lr=7，則生成的隨機數(shù)表示為r11=2310=00101112，由此建立的響應(yīng)為R11={000‖001‖000‖000‖000‖000‖0010111}。

3.4.2防止竊聽

基于查詢的值，1個給定的節(jié)點Gji可能并未產(chǎn)生響應(yīng)，考慮圖2實例，節(jié)點G22可能是香蕉，則須要強制發(fā)送1個響應(yīng)。在該情況下剩余的簇節(jié)點會學(xué)習(xí)該水果種類，所以防止竊聽十分關(guān)鍵。

如上文所述，本研究假設(shè)節(jié)點為誠實的，它們無法發(fā)送虛假的響應(yīng)，然而，Gji節(jié)點可建立1個空響應(yīng)來防止竊聽。

3.5處理響應(yīng)

Mj接收簇內(nèi)成員的Rji[TX-]，簇頭將各加密響應(yīng)相乘以聚合所有信息，響應(yīng)Rj[TX-]則表示為Rj[TX-]∏[DD（]i[DD）]Rji[TX-]。根據(jù)Paillier加密系統(tǒng)的同態(tài)特點，Rji的乘法運算等價于Rji的加法。

Mj將Rj[TX-]與Nr值級聯(lián)運算，Nr表示相乘的Rji[TX-]數(shù)量；然后將Rj[TX-]發(fā)送至S，S將所有Rj[TX-]相乘以獲得聚合的數(shù)據(jù)；最終，使用kS解密。

3.6具有匿名性的異常檢測算法

該算法檢測惡意的Mj，主要流程如下：

步驟（1）：每個Gji生成1個隨機數(shù)rji，加密后發(fā)送至Mj，由此防止rji與Gji連接，該值應(yīng)滿足rji

[JZ（]lr=[log2（Lr+NQ）][log2（|G|）]。[JZ）][JY]（3）

步驟（2）：生成響應(yīng)。

步驟（3）：S解密相乘的響應(yīng)后，驗證最終的級聯(lián)值Nr是否為所有響應(yīng)的總和。該處理等價于計算Gji個節(jié)點組合的微積分|G|，然后選擇其中的Nr個組合：

[JZ（][JB（（]|G|[KG*2]Nr[JB））]=[SX（]|G|！Nr?。▅G|-Nr）！[SX）]。[JZ）][JY]（4）

S計算rji+1個節(jié)點之和，并檢查是否滿足∑[DD（]i，j[DD）]（rji+1），∑[DD（]i，j[DD）]（rji+1） 等價于：

[JZ（]D（∏[DD（]j[DD）]Rj[TX-]）=D（∏[DD（]j[DD）]ε（Rj））=∑[DD（]j[DD）]Rj。[JZ）][JY]（5）

最終S更新所有的rji值，為后續(xù)查詢作準(zhǔn)備。

根據(jù)圖3-a實例的Q1，S保存所有的rji值：18、6、3、22、16、7，S計算所有rji的和：

[JZ]∑[DD（]1≤i≤3，1≤j≤2[DD）]（rji）=18+6+3+22+16+7=72。

最終S更新rji值，并將每個值加1。

[FK（W29][TPMYX3.tif]

[FL（2K2]步驟（4）：假設(shè)S發(fā)送第2個查詢，重復(fù)上述步驟，Gji將rji加1。

根據(jù)圖3-b實例的Q2，假設(shè)G11、G21、G23為香蕉，G31與G22須保持匿名性，則S驗證響應(yīng)是否正確所需的操作次數(shù)：

[JZ][JB（（]65[JB））]=[SX（]6！5?。?-5）！[SX）]=6。

須計算以下所有的可能組合：r11+1+r13+1+r21+1+r22+1+r23+1=19+4+23+17+8=71，由此說明所有Mj的行為均為正常，最終S更新rji。

4試驗結(jié)果與安全性分析

4.1本協(xié)議的安全性分析

圖4是本研究加密算法的安全性示意，（1）可看出本算法可防止竊聽；（2）因為僅S持有秘鑰，所以可防止合謀攻擊（本算法基于非對稱加密）；（3）因為在響應(yīng)中引入了隨機數(shù)，S可基于接收的隨機數(shù)之和，識別出惡意攻擊。

4.2計算時間試驗

為了測試本算法的實際運行成本，基于智能設(shè)備與PC進行仿真試驗。采用小米手機仿真Gji，手機的型號為小米4，3 GB RAM，MSM8974AC處理器，S則在Ubuntu10.04服務(wù)器上實現(xiàn)，4 GB RAM，Intel酷睿i3 4160處理器。

Paillier系統(tǒng)中參數(shù)k設(shè)為256（即|n|=512），請求的屬性值設(shè)為定值，將網(wǎng)絡(luò)大小設(shè)為|G|={28，216，232，264}，|A|設(shè)為2～10， |Ii|設(shè)為定值3。測量并統(tǒng)計協(xié)議中每個階段的

計算時間（圖5）?？梢钥闯霾煌W(wǎng)絡(luò)規(guī)模下均在0.5 s時間內(nèi)即可查詢6個屬性。將含有216個節(jié)點的網(wǎng)絡(luò)視為大規(guī)模網(wǎng)絡(luò)，請求7個屬性的情況下，加密1個響應(yīng)的計算時間低于1 s。對于請求9個屬性的情況，|G|28、216、232、264的加密時間分別為1.6、2.6、5.2、10.3 s。綜合所有結(jié)果可以看出，本協(xié)議對于大規(guī)模網(wǎng)絡(luò)（216個節(jié)點）的計算時間為可接受范圍，在農(nóng)產(chǎn)品供應(yīng)鏈的應(yīng)用場景中，一般查詢的屬性數(shù)量較?。?～4個），所以本協(xié)議可在1 s之內(nèi)完成屬性的聚合，并保持安全性。

4.3與其他協(xié)議的計算、通信成本比較

HAD[17]是近期安全性、隱私性較為全面的一種協(xié)議，將本協(xié)議與HAD比較，HAD中各Gji、Mj共享1個秘鑰，Mj、S共享另1個秘鑰，而在本算法中加密與聚合處理僅使用1個秘鑰對（公鑰/秘鑰）。

獨立分析2種協(xié)議不同階段的隱私性：（1）協(xié)議初始化階段，本協(xié)議與HAD相似，HAD中節(jié)點保護Mj、S的隱私，在橢圓曲線的上下文中進行加密；本協(xié)議中通過sink節(jié)點將公鑰KS發(fā)送至各Gji。該階段2種協(xié)議的計算成本接近。（2）聚合階段：HAD須計算Hilbert曲線點與求和，然后將結(jié)果發(fā)送到Mj，而本協(xié)議中S發(fā)送1個查詢，每個Gji根據(jù)Mj產(chǎn)生響應(yīng)，并將結(jié)果發(fā)送給S。此外，本協(xié)議在聚合驗證中僅須要維護1個秘鑰對，無須傳遞消息，而HAD須要傳遞消息與 Hilbert 曲線點的計算，所以本算法的計算成本高于HAD協(xié)議。表2所示是本協(xié)議與HAD的計算成本與通信成本比較，可直觀地看出本算法具有明顯的成本優(yōu)勢。

4.4與其他協(xié)議的安全性比較

將本協(xié)議與Kim等進行安全性與隱私性比較（表3），可看出本協(xié)議同時具有匿名性、隱私性、抗合謀攻擊、聚合過程可驗證、關(guān)聯(lián)型聚合，而其他算法均無法全部滿足，其中HAD僅不滿足關(guān)聯(lián)聚合的特征，可滿足所有的安全性，但由前文論述可知，HAD算法的計算、通信成本高于本算法[17-20]。

5結(jié)論

供應(yīng)鏈對安全性、通信成本、計算成本的要求均極高，已有的物聯(lián)網(wǎng)協(xié)議僅能滿足其中部分性質(zhì)。本協(xié)議設(shè)計了輕量級數(shù)據(jù)聚合協(xié)議算法，降低了數(shù)據(jù)的通信成本與普通節(jié)點的計算成本，通過同態(tài)加密與異常聚合檢測算法實現(xiàn)了協(xié)議的匿名性與安全性。詳細(xì)的分析結(jié)果顯示，本協(xié)議在保證高度安全性與隱私性的前提下，具有較低的計算與通信成本，可滿足供應(yīng)鏈的實時性、安全性需求。

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