方案qq签名设置

第38卷第7期计算机应用研究Vol.
38No.
7录用定稿ApplicationResearchofComputersAcceptedPaper收稿日期:2020-09-28;修回日期:2020-11-23基金项目:陕西省自然科学基础研究计划资助项目(2019JM-442)作者简介:汪五义(1994-),男(通信作者),安徽芜湖人,硕士,主要研究方向为车联网安全(761665928@qq.
com);张文波(1983-),男,山东聊城人,讲师,博士,主要研究方向为信息安全.
面向IOV的无证书聚合签名方案*汪五义1,2,张文波2(1.
西安邮电大学通信与信息工程学院,西安710121;2.
陕西省信息通信网络及安全重点实验室,西安710121)摘要:针对车联网信息交互中存在的车辆身份的匿名性和消息认证安全问题.
目前很多方案是通过双线对来构造的,计算效率较低,通信开销较大,且存在密钥托管问题.
文章提出了一种适用于车联网的基于无证书的聚合签名方案,车辆的密钥由KGC和车辆共同生成,避免了密钥托管问题.
该方案没有使用双线性对运算,且支持聚合验证,签名长度不会随着车辆数量的增加呈现增长趋势,适合存储资源受限的设备.
在随机预言机模型下,基于椭圆曲线上的离散对数问题,证明了该方案具有签名不可伪造性.
通过性能分析,该方案具有较高的计算效率和较低的通信开销.
关键词:双线性对;聚合签名;无证书密码体制;随机语言机模型;离散对数中图分类号:TP309doi:10.
19734/j.
issn.
1001-3695.
2020.
09.
0379CertificatelessaggregatedsignatureschemeforIOVWangWuyi1,2,ZhangWenbo2(1.
SchoolofCommunications&InformationEngineering,Xi'anUniversityofPosts&Telecommunications,Xi'an710121,China;2.
ShaanxiProvincialKeyLaboratoryofInformationCommunicationNetwork&Security,Xi'an710121,China)Abstract:AimingattheanonymityofvehicleidentityandmessageauthenticationsecurityproblemsinInternetofVehiclesinformationinteraction.
Atpresent,manyschemesareconstructedbybilinearpairings,whichhavelowcomputationalefficiency,highcommunicationcostandkeyescrowproblem.
ThispaperproposesacertificatelessaggregatedsignatureschemesuitableforInternetofVehicles.
Thevehicle'skeyisjointlygeneratedbytheKGCandthevehicle,whichavoidstheproblemofkeyescrow.
Thissolutiondoesnotuseabilinearpairingoperation,andsupportsaggregateverification.
Thesignaturelengthdoesnotshowanincreasingtrendwiththeincreaseinthenumberofvehicles.
Undertherandomoraclemodel,basedonthediscretelogarithmproblemontheellipticcurve,itisprovedthattheschemehassignatureunforgeability.
Throughperformanceanalysis,theschemehashighercalculationefficiencyandlowercommunicationoverhead.
Keywords:bilinearpairings;aggregatesignature;certificatelesspublickeycryptosystem;randomoraclemodel;discretelogarithm.
0引言随着无线通信技术的发展,在大城市引入智能交通系统,来管理由于大量的车所造成的城市拥堵和交通事故问题.
车辆都装有智能设备,通过这些智能设备和周围环境中的其他车辆或路边基础设施之间交换信息(例如:前方的道路信息,当前的位置,目前的行驶速度等).
由于车联网(InternetofVehicles,IOV)开放的通信环境,如果车联网中交换的这些信息得不到保护,攻击者可以发起各种攻击,如数据修改、重放、干扰、拒绝服务等.
因此,隐私保护在车联网中是一个很重要的方面.
车联网的模型如图1所示.
IOV由三部分组成:提前安装在车辆上的车载单元OBU(OnBoardUnit,OBU);路边单元RSU(RoadSideUnit,RSU);可信机构TA(TrustAuthority,TA).
在IOV中,通信方式有三种:车辆与车辆(Vehicles-to-Vehicles,V2V)之间的通信,车辆与基础设施(Vehicles-to-Infrastructure,V2I)之间的通信以及基础设施与基础(Infrastructure-to-Infrastructure,I2I)设施之间的通信.
I2I之间是通过安全的有线网络连接.
V2V和V2I的通信是通过无线链路的方式,其采用的技术是专用短距离无线通信DSRC(DedicatedShortRangeCommunication,DSRC)技术[1,2].
自从2003年DAN[3]等人第一次提出了聚合签名的概念以来,关于聚合签名方案的研究已成为密码学领域当前的研究热点之一.
聚合签名是把多个签名合成一个签名,特别是适合于资源受限和计算效率不高的工作环境中.
随着研究工作的逐渐深入,国内外众多学者纷纷提出了新的方案.
文献[4]提出了一个有效的无证书聚合签名方案,在基于计算Diffie-Hellman问题困难的假设下,声称对于无证书聚合签名中两种典型类型对手的攻击是安全的.
文献[5]发现文献[4]在第二类敌手的攻击情况下,不满足选择消息攻击下的不可伪造性.
文献[6-8]分别提出了无证书聚合签名方案,但各个方案都是使用双线性映射运算,导致运算效率不高,不满足资源受限的智能设备.
虽然文献[9-11]提出的方案没有使用双线对运算,但都存在一定的安全问题.
文献[1]中说明了文献[9]不能抵抗签名伪造攻击,容易受到第二类型敌手的攻击.
文献[10]提出了一种有效的基于群签名的车辆自组织网络隐私保护认证方案.
文献[11]介绍了一种适用于车联网的轻量级认证协议,该协议在高密度和低密度流量环境下都能正常工作.
但文献[15]指出环签名和群签名在车联网应用中是不实用的,因为它们的结构复杂,计算量大.
文献[21]发现文献[12]的无证书聚合签名方案无法满足所声明的安全性需求,存在安全性缺陷,并在安全性分析的基础上分别对其提出了改进型方案.
文献[13]中先证明已有方案的缺陷,再提出自己的签名方案,但该方案是基于计算开销比较大的双线对运算设计录用定稿汪五义,等:面向IOV的无证书聚合签名方案第38卷第7期的.
文献[14]提出一个基于身份的条件隐私保护方案,该方案的通信开销会随着签名个数增加逐渐增加.
由于现有的方案存在安全性权限和计算开销大等问题,设计一个适合于车联网中安全高效的方案是很有必要的.
图1车联网结构Fig.
1Internetofvehiclesarchitecture本文利用无证书密码体制和聚合签名,构造了一个新的车联网消息认证方案.
该方案既不需要复杂的双线对运算,也不需要指数运算,避免了密钥托管和证书管理问题.
对新方案分析表明,该方案具有不可伪造性,相比较其他方案,新方案不仅有效的减少了通信开销,并且,也提高了计算效率.
1基础知识1.
1困难性问题椭圆曲线离散对数(DiscreteLogarithm,简称DL)问题:给定E上的两个随机点P,Q∈G,其中Q=xP,,那么很难从Q中计算出x的值.
1.
2聚合签名的定义和安全模型本文聚合签名的定义参考文献[19],安全模型参考文献[20].
2无双线性对映射的聚合签名方案该方案主要由四大部分组成,系统初始化、密钥生成、签名以及签名验证阶段,详细的过程如下文所述.
a)系统初始化.
KGC随机选择一个大素数q(q>2k,k为安全参数),定义循环群G的阶为q,同时选取椭圆曲线上的一点P为群G的生成元.
KGC再选择随机数作为系统私钥,并计算系统公钥最后选择三个抗碰撞安全的散列函数,,.
公开系统参数params={G,q,P,Ppub,H0,H1,H2}.
b)车辆匿名身份生成.
为了用户的安全,车辆在车联网中进行信息交互之前,车辆首先应该在区域管理中心RTMA(RegionalTransportManagementAuthority)登记注册.
为了实现匿名性,车辆的真实身份是不允许在通信过程中使用.
车辆发送自己的真实身份RIDi给RTMA.
RTMA在收到车辆的真实身份后,通过计算获得车辆的匿名身份,然后把匿名身份发送给车辆.
c)车辆部分公钥生成.
车辆Vi随机选择秘密值,并计算作为车辆的部分公钥.
车辆随即把发送给KGC.
d)车辆部分私钥提取.
KGC随机选择一个私密值,计算,,.
然后KGC把部分密钥发送给车辆.
e)车辆密钥生成.
车辆在收到KGC发来的部分密钥后,车辆可以先验证部分密钥的有效性,它可以通过计算该等式两边是否相等来说明.
若等式两边相等,则车辆的私钥和公钥分别为,.
f)签名.
为了确保消息的完整性和安全性,每个消息在发送前,车辆都需要对其签名.
RSU选择一个状态信息Δ(Δ可以是当前的位置、当下时间等有效消息)并广播.
车辆使用它的假名身份IDi,自己的私钥VSKi,对消息mi进行签名.
签名步骤如下:首先选择一个随机数,计算.
然后计算,最后输出签名.
g)聚合签名.
RSU收到(1≤i≤n)后,计算,,然后输出聚合签名.
验证(a)单个车辆的签名验证:输入消息—签名对,验证者计算,验证等式(1)是否成立.
(1)(b)聚合验证:计算等式(2)是否成立(2)3安全性分析3.
1不可伪造性引理1在随机预言机模型下,若存在A1类敌手能够在多项式时间内,以不可忽略的优势赢得以下博弈,则称该方案具有不可伪造性(其中,A1最多进行次询问、次部分密钥生成询问和次私钥生成询问,聚合签名的用户数是n).
那么存在算法,在多项式时间内,以一定的概率成功解决离散对数问题.
证明已知元组(P,bP),其中,未知,目标是在A1与的交互中计算出b.
维护的列表,,,,,,分别代表A1对预言机H0,H1,H2,公钥生成,私钥生成,部分密钥生成和签名询问.
a)初始化.
执行系统参数建立算法,保存系统密钥s,计算,返回系统参数params={G,q,P,Ppub,H0,H1,H2}给A1.
b)H0询问.
当A1向预言机H0询问时,查看元组是否存在于列表中.
若存在于列表中,则返回给A1.
否则随机选取一个随机数返回给A1,并添加到列表中.
c)H1询问.
当A1向预言机H1询问时,进行如下操作:若列表中存在相应的元组已经在中,则返回对应的私钥值给A1;否则,随机选择,计算,由密钥生成询问可得到元组,返回给A1,并记录元组到中,同时也记录到列表中.
录用定稿汪五义,等:面向IOV的无证书聚合签名方案第38卷第7期g)公钥生成询问.
当收到身份下的公钥询问时,若列表中存在相应的元组,则返回给敌手A1;否则,选择,计算,通过部分密钥生成询问得到元组,添加元组到列表中,返回公钥给A1,同时添加元组到列表中.
h)公钥替换询问.
敌手A1随机选择一个新的公钥,替换合法车辆用户的原有公钥.
i)签名询问.
当收到A1的签名询问时,若时,则放弃,停止回答;否则,随机选取秘密值,计算,,,最后输出签名,并且返回给A1.
j)伪造.
经过多项式有界次系列询问后,A1伪造一个聚合签名,其中至少存在一个(1≤i≤n)没有对其有过部分密钥询问和私钥生成询问,同时也没有对(1≤i≤n)进行签名询问.
若对所有的(1≤i≤n)都有,则停止回答.
否则,其中只要有一个与相等,则在各个列表中查询身份(1≤i≤n)对应的记录值.
并且验证等式是否成立.
若等式成立,则计算困难问题的值,输出作为离散对数的解;否则,没有挑战成功.
本文使用下面三个事件来分析解决离散对数问题的可能性.
假设敌手A1在有限的时间内以概率的机会可以伪造一个签名.
:至少存在一个没有进行部分密钥生成询问和私钥询问.
:在签名询问时没有终止.
签名询问时没有终止.
:在伪造阶段没有终止,A1伪造的聚合签名身份中有.
如果上述事件都发生,敌手A1成功赢得游戏的可能性至少是.
其中,,.
在这整个模拟过程中,由于,那么当足够大时,趋向于;因而,在整个游戏过程中不停止的几率至少.
综上所述可知,若T1在模拟过程中没有终止,A1以不可忽略的优势攻破本文方案的不可伪造性,T1能以不可忽略的优势解决离散对数问题.
引理2在随机预言机模型下,如果一个AII类敌手A2能够在多项式时间内,以不可忽略的优势攻破本文方案的不可为造性,那么存在挑战者T2能够在多项式时间内,以不可忽略的优势成功解决离散对数问题.
证明已知元组(P,bP),其中,b∈未知,目的是在A2与T2的交互中计算出b.
A2类敌手与T2之间的博弈游戏和上述的类似,本文不再赘述.
3.
2密钥托管在本文方案中,KGC收到车辆用户发来的公开参数和身份标识后,计算车辆的部分公钥和部分私钥.
如果KGC想知道车辆的完整私钥,它必须要计算出.
由于,KGC通过求解,那么将面临求解离散对数问题.
由于,离散对数问题是难解的.
所以,KGC无法获得车辆的秘密值,那么KGC也就无法获得完整的私钥.
因此,本方案避免了密钥托管问题.
3.
3隐私性在车联网环境中,车辆在通信过程中使用匿名进行通信,这样保护了用户的隐私安全.
每一辆可信的车辆在通信之前,都会在车辆管理中心,领取一个假名.
车辆先发送自己的真实身份RIDi给车辆管理中心,车辆管理中心收到后,计算作为车辆的假名身份,并发送给车辆.
4性能分析将本文方案与其他签名方案作比较,以符号Mul表示椭圆曲线上的点乘运算,Bp表示执行一次双线对运算的时间,Bm表示基于双向性对群上的乘法运算.
本文以文献[9]的实验数据为例,三种运算的计算时间分别为Mul=0.
442,Bm=1.
709,Bp=4.
211,单位都是毫秒.
文献[7,16,18]方案都使用到双线对运算,文献[17]中说明了运算一次双线对运算的时间成本约是一次点乘运算的24倍.
由于其他的运算(例如:哈希运算,异或运算以及点加运算等)相比较点乘和双线对运算的运算耗时要小的多,因此在本文中忽略不计.
4.
1计算效率分析表1给出了每个方案的计算开销.
为了更清晰的看出随着签名数量的增加,各个方案之间的差别,利用matlab软件作出图2.
由图2可知,提出的方案比方案[18,16,13,12,7]在计算效率上更有优势.
同方案[14]比较,当签名的个数较少时,两个方案在计算效率上基本上没有区别,当签名个数较多时,本文方案较方案[14]的计算开销的差值可以忽略不计.
在签名阶段,本文方案的计算开销比方案[7]减少=91.
38%,本文方案较其他方案的改善程度,也可以通过这种方法实现.
分别依次是比方案[18]减少87%,比方案[16]减少84%,比方案[14]减少67.
67%,比方案[13]减少93.
53%,较方案[12]减少91.
38%.
同时在个体验证阶段,提出方案比其他六个方案所需时间都要少.
表1计算开销比较Tab.
1Comparisonofcomputingcosts方案个体签名个体验证聚合验证双线性对文献[18]2Bm3Bp+Bm3BP+nBm有文献[16]6Mul4Bp+4Mul(8n+2)Mul+4Bp有文献[14]3Mul3Mul(n+2)Mul无文献[13]4Bm—nBm+(n+3)Bp有文献[12]3Bm3Bp+3Bp3Bp+2nBm有文献[7]3Bm3Bp+2Bm3Bp+2nBm有本文方案1Mul3Mul(n+3)Mul无图2验证多个签名时间Fig.
2Verifymultiplesignaturetimes4.
2通信开销为了合理的比较四个方案的通信开销,方案中基于椭圆的密码方案和基于双线对的方案都采用同样的安全级别,都是80bit.
各个符号对应的长度如下表2所示.
以G表示基于椭圆曲线上群G的长度,G1表示双线性对加法群.
L表示Zq*集合中元素的长度,U和m分别表示用户身份和消息的长度.
录用定稿汪五义,等:面向IOV的无证书聚合签名方案第38卷第7期表2元素长度(byte)Tab.
2Thelengthofelement元素|G||G1||L||U||m|长度4012820——表3给出了各个方案的通信开销比较.
在通信开销方面,文献[14,16,18]的签名长度会随着用户的数量而增长,而本文方案的长度是固定的.
文献[7]的签名长度是2个群G1的长度,为256byte,本文方案比文献[7]减少了76.
56%,较文献[12],通信开销减少89.
42%,比文献[13]方案减少了76.
56%.
综上所述,在通信开销方面,提出方案较其他六个方案要优越.
表3通信开销比较Tab.
3Comparisonofcommunicationcosts签名方案签名长度(byte)文献[18](n+1)G1=(n+1)128文献[16]n(|U|+|m|+|G1|)+|G1|=n(|U|+|m|+128)+128文献[14]144n文献[13]256文献[12]567文献[7]|2G1|=256提出方案|G|+|L|=605结束语本文基于离散对数的困难性问题,提出了一个无证书聚合签名方案.
由于没有使用双线对运算,计算效率较其他的方案有极大的提高.
因此,该方案更适合资源受限的车联网设备,并在随机预言机模型下,证明了该方案在两种类型的敌手攻击下,具有签名的不可伪造性.
与其他方案相比,新方案在计算效率上和通信开销上都有较大的改进.
下一步工作,本文将考虑设计一个更轻量级的方案,进一步提高车联网中信息交互的安全性.
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