基于層次身份基的認(rèn)證密鑰協(xié)商方法和系統(tǒng)的制作方法
【技術(shù)領(lǐng)域】
[0001] 本發(fā)明基于層次身份基密碼體制，是一種高效的層次身份基認(rèn)證密鑰協(xié)商協(xié)議， 屬于信息安全領(lǐng)域。
【背景技術(shù)】
[0002] 在傳統(tǒng)的公鑰基礎(chǔ)設(shè)施（PKI,PublicIfeyIn化astruc化re)中，需要證書(shū)來(lái)保證 體系的安全性，本質(zhì)上是用具有權(quán)威性、公正性的第=方可信任機(jī)構(gòu)為用戶(hù)簽名。該種管 理體制設(shè)及到很多證書(shū)管理的問(wèn)題：包括生成、簽發(fā)、備份、撤銷(xiāo)等，占用了大量系統(tǒng)相關(guān)資 源。為了簡(jiǎn)化傳統(tǒng)公鑰基礎(chǔ)設(shè)施對(duì)證書(shū)的管理過(guò)程，化amir在1984年提出了一種身份基 密碼機(jī)制（IBC,IdentityBased化yptosystem)。該體制不使用任何證書(shū)，直接將用戶(hù)的 身份作為公鑰，私鑰由可信的私鑰生成中屯、PKG(PublicIfeyGenerator)生成。不過(guò)，直到 2001年，Boneh和化anklin才設(shè)計(jì)出第一個(gè)真正實(shí)用的基于Weil配對(duì)的身份基加密算法 (IBE,IdentityBasedEncryption)〇
[000引然而在IBE體制中需要共享同一個(gè)PKG，該在大型系統(tǒng)中顯然是不適用的。因?yàn)镻KG不僅需要驗(yàn)證用戶(hù)身份及為用戶(hù)生成私鑰，還要維護(hù)安全信道把私鑰安全的發(fā)送給用 戶(hù)，同時(shí)PKG還要負(fù)責(zé)用戶(hù)私鑰的更新，撤銷(xiāo)等工作，單一PKG將不能承擔(dān)起大型系統(tǒng)繁重 的工作。該成為身份基密碼體制應(yīng)用的瓶頸。2002年，密碼學(xué)家Gentar和Silverberg在總 結(jié)前人工作的基礎(chǔ)上，第一次提出了層次身份基密碼算法化IBC,化erarchical Identity Based Cryptography)。該體制中包含一個(gè)根PKG及多層的域PKG,根PKG對(duì)域PKG進(jìn)行驗(yàn) 證并為其生成私鑰，上層域PKG驗(yàn)證下層域PKG并生成私鑰，直至用戶(hù)的上一層域。層次身 份基密碼算法的提出，有效的解決了身份基密碼體制的應(yīng)用瓶頸問(wèn)題。
[0004] 密鑰協(xié)商協(xié)議在安全通信中有至關(guān)重要的作用，它允許兩個(gè)實(shí)體在開(kāi)放信道上協(xié) 商安全的會(huì)話(huà)密鑰，W保證雙方通信的安全?；谏矸莼艽a體制，學(xué)者們提出了大量的身 份基認(rèn)證密鑰協(xié)商協(xié)議。然而，大多數(shù)身份基認(rèn)證密鑰協(xié)商協(xié)議都是在單一PKG環(huán)境下提 出的。在實(shí)際應(yīng)用中，身份基體制的瓶頸問(wèn)題在該類(lèi)協(xié)議中仍然存在，而且不同領(lǐng)域相對(duì)獨(dú) 立，不可能共享同一PKG。為了提高身份基密鑰協(xié)商協(xié)議的適用范圍，學(xué)者們基于層次身份 基密碼體制提出了層次身份基認(rèn)證密鑰協(xié)商協(xié)議。
[0005] 現(xiàn)有的身份基密碼體制多是基于楠圓曲線雙線性對(duì)運(yùn)算的，基于該類(lèi)密碼體制的 密鑰協(xié)商協(xié)議自然不能避免雙線性對(duì)運(yùn)算，而楠圓曲線上的雙線性對(duì)運(yùn)算耗時(shí)大約是點(diǎn)乘 運(yùn)算的20倍，因此效率較低。針對(duì)該一問(wèn)題，有學(xué)者提出了無(wú)雙線性對(duì)運(yùn)算的身份基密鑰 協(xié)商協(xié)議，不過(guò)該類(lèi)協(xié)議都是在單一PKG環(huán)境下提出的。
[0006] 楠圓曲線密碼巧CC,Ellipticcurvecryptography)在身份基密碼體制中運(yùn)用最 為廣泛，其主要優(yōu)勢(shì)是在相同的安全水平下，與其他公鑰密碼體制相比，系統(tǒng)參數(shù)更短。在 不使用雙線性對(duì)運(yùn)算的密鑰協(xié)商協(xié)議中，協(xié)議的安全性一是基于楠圓曲線離散對(duì)數(shù)困難假 設(shè)，即G為楠圓曲線構(gòu)成的q階循環(huán)加法群，給定兩個(gè)元素P,aPGG，其中a￡ 由P，a計(jì) 算aP是容易的，但由P,aP計(jì)算a是困難的。二是基于計(jì)算性Diffie-Hellman困難假設(shè)，即 拉為楠圓曲線構(gòu)成的q階循環(huán)加法群，給定S個(gè)元素P,a戶(hù)|6PG紅，其中a,6e町/，計(jì)算油P是困難的。

【發(fā)明內(nèi)容】

[0007] 本發(fā)明旨在至少解決上述技術(shù)問(wèn)題之一。
[000引為此，本發(fā)明的第一個(gè)目的在于提出一種無(wú)雙線性對(duì)運(yùn)算的層次身份基認(rèn)證密 鑰協(xié)商方法。該方法能夠基于層次身份基密碼體制，適用于大型系統(tǒng)，而且運(yùn)算過(guò)程不含 雙線性對(duì)運(yùn)算，因此具有更高的效率。安全性基于楠圓曲線離散對(duì)數(shù)困難假設(shè)及計(jì)算性 Diffie-Hellman困難假設(shè)，滿(mǎn)足密鑰協(xié)商所需的基本安全需求。
[0009] 本發(fā)明的第二個(gè)目的在于提出一種無(wú)雙線性對(duì)運(yùn)算的層次身份基認(rèn)證密鑰協(xié)商 系統(tǒng)。該系統(tǒng)能夠基于層次身份基密碼體制，具有更高的效率。安全性基于楠圓曲線離散 對(duì)數(shù)困難假設(shè)及計(jì)算性Diffie-Hellman困難假設(shè)，滿(mǎn)足密鑰協(xié)商所需的基本安全需求。
[0010] 為了實(shí)現(xiàn)上述目的，本發(fā)明的第一方面的實(shí)施例公開(kāi)了一種基于層次身份基的 認(rèn)證密鑰協(xié)商方法，包括W下步驟;A;根據(jù)輸入的安全常數(shù)A，得出階數(shù)為q楠圓曲線循 環(huán)加法群G、其生成元為P，選取主私鑰msk，計(jì)算公鑰Ppub，選取安全的哈希函數(shù)Hi和哈 希函數(shù)H2;B;用戶(hù)私鑰可通過(guò)兩種算法生成，（1);根據(jù)所述主私鑰msk、第一用戶(hù)身份向 量（I。12,…，It)和化，…，化E%計(jì)算所述第一戶(hù)用的私鑰d和部分公鑰giP，…，gtP，所 述第一用戶(hù)驗(yàn)證所述私鑰d是否滿(mǎn)足驗(yàn)證條件，若所述私鑰d滿(mǎn)足驗(yàn)證條件，則接受此私 鑰；（2):所述第二用戶(hù)身份…，第二用戶(hù)的私鑰d'、第二用戶(hù)的部分公鑰 giP，…，gt_iP和隨機(jī)選取的化e 計(jì)算所述第一用戶(hù)的私鑰d和部分公鑰giP，…，gtP;其 中，馬表示整數(shù)集合{1，2,…，q-2,q-1}。
[0011] 根據(jù)本發(fā)明一個(gè)實(shí)施例的基于層次身份基的認(rèn)證密鑰協(xié)商方法，基于層次身份基 密碼體制，適用于大型系統(tǒng)；不含楠圓曲線雙線性對(duì)運(yùn)算，具有較高的效率，計(jì)算開(kāi)銷(xiāo)與系 統(tǒng)層級(jí)成線性關(guān)系；可W滿(mǎn)足密鑰協(xié)商的安全需求，具有已知會(huì)話(huà)密鑰安全、完美前向安 全、PKG前向安全、沒(méi)有密鑰泄露模仿、未知密鑰共享、無(wú)密鑰控制等安全性質(zhì)。
[0012] 另外，根據(jù)本發(fā)明上述實(shí)施例的基于層次身份基的認(rèn)證密鑰協(xié)商方法，還可W具 有如下附加的技術(shù)特征：
[0013] 進(jìn)一步地，在步驟A中，進(jìn)一步包括：所述楠圓曲線循環(huán)加法群G為由所述安全常 數(shù)入生成的生成元為P的階q的楠圓曲線循環(huán)加法群；所述公鑰Ppub=sP，其中主私鑰msk =S;所述哈希函數(shù)材1:{0,1}*XG一馬；W及所述哈希函數(shù)化：拉XG一:K：，其中:K：為會(huì) 話(huà)密鑰空間。
[0014] 進(jìn)一步地，在步驟B中，進(jìn)一步包括；計(jì)算ri=Hidil|g巧，其中1《i《t，輸出 所述第一用戶(hù)的所述私鑰d，所述私鑰d的計(jì)算公式為：
[0015]
[0016] 若d= 0,則需要重新選取化，…，0￡巨馬；若d聲0,則通過(guò)安全信道將{giP，… ，gtP，山發(fā)送給所述第一用戶(hù)（II，12,…，It)，其中g(shù)lP，…，gtP為所述第一用戶(hù)的部分公鑰， 所述第一用戶(hù)驗(yàn)證下列等式：
[0017]
[0018] 若等式不成立，則拒絕所述私鑰d。
[oow計(jì)算rt=Hi""gtP);所述第二用戶(hù)身份的向量。?！?，I")為所述第一用戶(hù)身 份的向量（I。12,…，It)生成私鑰山第二用戶(hù)的私鑰為d'、第二用戶(hù)的部分公鑰為giP，… ，gt_iP，第一用戶(hù)私鑰d的生成公式為：
[0020]
[0021] 若d= 0,則需要重新選取化e馬，若d聲0,則通過(guò)安全信道將{giP，…，gtP，山 發(fā)送給所述第一用戶(hù)（1。12,…，It)，其中&P，…，gtP為所述第一用戶(hù)的部分公鑰；所述第 一用戶(hù)驗(yàn)證下列等式：
[0022]
[0023] 若等式不成立，則所述第二用戶(hù)拒絕私鑰d。
[0024] 進(jìn)一步地，在步驟B后還存在步驟C，隨機(jī)選擇第S用戶(hù)A和第四用戶(hù)B，所述第 S用戶(hù)A的身份向量為化，，…，所述第四用戶(hù)B的身份向量為(/{，/;，...，/y，根據(jù)所述 第；用戶(hù)A的身份向量，…，、私鑰為心公鑰pkA和所述第四用戶(hù)B的身份向量 I…，/!'。)、私鑰(18、公鑰pke，^及隨機(jī)選取《G2^和6e計(jì)算所述第=用戶(hù)A向所述 第四用戶(hù)B發(fā)消息使用的第一會(huì)話(huà)密鑰skA和所述第四用戶(hù)B向所述第S用戶(hù)A發(fā)消息使 用的第二會(huì)