專(zhuān)利名稱(chēng)：基于用戶(hù)身份標(biāo)識(shí)的加解密方法
技術(shù)領(lǐng)域：
本發(fā)明涉及的是一種加解密方法，特別涉及的是一種基于用戶(hù)身份標(biāo)識(shí)的加解密方法。

背景技術(shù)：
PKI技術(shù)是一種成熟的公鑰密碼技術(shù)，近10年來(lái)獲得了廣泛的應(yīng)用，如現(xiàn)在的網(wǎng)上銀行，網(wǎng)上證券、電子商務(wù)等等都基于PKI技術(shù)，來(lái)保證數(shù)據(jù)傳輸?shù)陌踩?。我?guó)2004頒布的《電子簽名法)》也是基于PKI技術(shù)。在公鑰密碼技術(shù)中，用戶(hù)有兩把密鑰，一把密鑰為用戶(hù)獨(dú)有，稱(chēng)為用戶(hù)私鑰；一把密鑰公開(kāi)給大家，稱(chēng)為公鑰，利用用戶(hù)公鑰就可以給該用戶(hù)發(fā)送加密信息，但在PKI技術(shù)中用戶(hù)公鑰是一串沒(méi)有意義的隨機(jī)數(shù)字，因而要將公鑰和標(biāo)志用戶(hù)身份標(biāo)識(shí)的信息綁定起來(lái)，形成數(shù)字證書(shū)，才方便大家查詢(xún)，一旦用戶(hù)數(shù)量過(guò)多的情況，用戶(hù)繁瑣的數(shù)字證書(shū)管理問(wèn)題成了PKI系統(tǒng)運(yùn)行的瓶頸。
為了解決繁瑣的數(shù)字證書(shū)管理問(wèn)題，早在1984年，RSA公鑰密碼技術(shù)的發(fā)明者之一Adi Shamir教授就提出了基于身份加密(Identity-Based Encryption)的思想，IBE是基于身份加密的縮寫(xiě)，它的最大特點(diǎn)是利用標(biāo)志用戶(hù)身份標(biāo)識(shí)的信息(如用戶(hù)的身份證號(hào)、電子郵件地址、QQ號(hào)、手機(jī)號(hào)等等)直接作為用戶(hù)公鑰，不采用數(shù)字證書(shū)的概念，因而避免了繁瑣的數(shù)字證書(shū)管理問(wèn)題。但在那時(shí)還沒(méi)有具體方法在實(shí)際中實(shí)現(xiàn)這一思想，IBE技術(shù)成為密碼學(xué)界未解決的主要問(wèn)題之一。
2001年，基于橢圓曲線(xiàn)密碼和Weil配對(duì)數(shù)學(xué)理論，斯坦福大學(xué)計(jì)算機(jī)科學(xué)技術(shù)系的教授Dan Boneh和加州大學(xué)戴維斯分院的教授Matt Franklin分別發(fā)明了具體可實(shí)施的IBE算法，該算法又簡(jiǎn)稱(chēng)為D.B/M.F算法。
D.B/M.F算法方案的安全性建立在CDH(Computation Diffie-Hellman)困難問(wèn)題的一個(gè)變形之上，稱(chēng)為BDH(Bilinear Diffie-Hellman)困難問(wèn)題。D.B/M.F算法的核心是使用了超奇異橢圓曲線(xiàn)上的一個(gè)雙線(xiàn)性映射Weil Pairing。描述如下 1、設(shè)p是一個(gè)大素?cái)?shù)，p≡2 mod 3，并且存在大素?cái)?shù)q，使得p+1能被q整除，但不能被q2整除，記為p＝1q-1； 2、E/GF(p)是在有限域GF(p)上構(gòu)造的橢圓曲線(xiàn)y2＝x3+1，P是該曲線(xiàn)上階為q的點(diǎn)，也稱(chēng)為基點(diǎn)，定義加法循環(huán)群G1利用P的點(diǎn)積方法生成；定義乘法循環(huán)群G2利用P的乘冪的方法生成； 3、BDH問(wèn)題對(duì)于隨機(jī)的a，b，c∈Zq*，已知(P，aP，bP，cP)來(lái)計(jì)算ê(P，P)abc∈G2。注意到E/GF(p)是超奇異橢圓曲線(xiàn)。“ê”是由修改的Weil Pairing變來(lái)的映射，êG1×G1→G2，滿(mǎn)足以下三條性質(zhì) 1)雙線(xiàn)性性 對(duì)于所有P，Q∈G1，和所有的a，b∈Z有ê(aP，bQ)＝ê(P，Q)ab，其中Z是整數(shù)集； 2)非退化性如果P是G1的生成元，則ê(P，P)∈GF(p2)*是G2的生成元。在群G中如果存在有P∈G使得G＝{Pk|k∈Z}，則稱(chēng)G為循環(huán)群，稱(chēng)P為G的生成元； 3)可計(jì)算性對(duì)于任何P，Q∈G1，存在一個(gè)有效的算法來(lái)計(jì)算ê(P，Q)∈G2。
Weil Pairing的存在本來(lái)是對(duì)超奇異橢圓曲線(xiàn)上的密碼體制的威脅，也就是說(shuō)，G中的離散對(duì)數(shù)問(wèn)題可輕易地簡(jiǎn)化成GF(p2)*中的離散對(duì)數(shù)問(wèn)題。E/GF(p)是超奇異橢圓曲線(xiàn)，所以為使G中的離散對(duì)數(shù)問(wèn)題難解，必須要求p的長(zhǎng)度至少為512比特。
D.B/M.F算法方案分為四個(gè)執(zhí)行階段系統(tǒng)參數(shù)建立階段(Setup)、用戶(hù)私鑰生成階段(Extract)、加密階段(Encrypt)，以及解密階段(Decrypt)，其中， 所述的系統(tǒng)參數(shù)建立階段，包括的內(nèi)容是 可信第三方密鑰服務(wù)器進(jìn)行如下步驟產(chǎn)生D.B/M.F的系統(tǒng)參數(shù) 1)首先選擇一個(gè)至少512比特長(zhǎng)的大素?cái)?shù)p，找一條滿(mǎn)足BDH安全假設(shè)的超奇異橢圓曲線(xiàn)E/GF(p)，P是曲線(xiàn)E的基點(diǎn)，基點(diǎn)的階是大素?cái)?shù)q，q的長(zhǎng)度至少為160比特，定義q階加法循環(huán)群G1、q階乘法循環(huán)群G2，以及雙線(xiàn)性配對(duì)êG1×G1→G2； 2)定義hash函數(shù)H2GF(p2)→{0，1}n，及一個(gè)用于將用戶(hù)身份ID映射到G1*上元素的函數(shù)H1，這里的G1*表示G1去除O元素； 3)明文空間是M＝{0，1}n，密文空間是C＝G1*×{0，1}n； 4)隨機(jī)選擇s∈Zq*作為系統(tǒng)主密鑰(master key)，并令Ppub＝sP； 5)保密主密鑰s，公開(kāi)公共參數(shù)param＝<q，G1，G2，ê，n，P，Ppub，H1，H2>。
所述用戶(hù)私鑰生成階段，其包括的步驟為 身份標(biāo)識(shí)為ID∈{0，1}n的用戶(hù)向密碼服務(wù)器申請(qǐng)自己的解密私鑰，密碼服務(wù)器需要做以下工作 1)計(jì)算用戶(hù)公鑰QIDQID＝H1(ID) 2)產(chǎn)生用戶(hù)私鑰dIDdID＝sQID。
所述的加密階段，其包括的步驟為 隨機(jī)選取r∈Zq*，用QID加密明文M，產(chǎn)生密文C 1)令gID＝ê(QID，Ppub)∈G2； 2)C＝<rP，MH2(gIDr)> 所述的解密階段，其包括的步驟為 用dID解密密文C＝<U，V>，獲取明文M 1)檢查U是否是E/GF(p)中的點(diǎn)，如果不是就拒絕該密文； 2)計(jì)算得出M＝VH2(ê(dID，U))； 其中，加解密的一致性是由下面的等式保證的 ê(dID，U)＝ê(sQID，rP)＝ê(QID，sP)r＝ê(QID，Ppub)r＝gIDr。
該方案根據(jù)橢圓曲線(xiàn)密碼和雙線(xiàn)性映射理論實(shí)現(xiàn)具體可實(shí)施的IBE方案，解決了密碼學(xué)的一大難題。但這個(gè)系統(tǒng)中也存在一些問(wèn)題(1)主密鑰一旦被破解，黑客可計(jì)算出任何人的私鑰，則系統(tǒng)即被攻破；(2)密鑰管理的問(wèn)題沒(méi)有很好的解決。IBE技術(shù)和PKI技術(shù)相比的優(yōu)點(diǎn)是無(wú)證書(shū)管理問(wèn)題，但缺點(diǎn)是密鑰管理沒(méi)有PKI那樣方便、安全。PKI技術(shù)的私鑰可以在客戶(hù)端自行隨機(jī)產(chǎn)生，為CA服務(wù)器端所不知，然后計(jì)算生成公鑰，結(jié)合著自己的身份等相關(guān)信息到CA申請(qǐng)數(shù)字證書(shū)；而D.B/M.F的IBE方案的用戶(hù)私鑰由密鑰服務(wù)器統(tǒng)一計(jì)算并分發(fā)，D.B/M.F方案在密鑰更新過(guò)程中要求用戶(hù)身份信息不被改變，采用將用戶(hù)身份信息和時(shí)間信息連接，諸如ID||T的形式，作為用戶(hù)公鑰，這樣經(jīng)過(guò)一定的時(shí)間密鑰就要更新一次，如果設(shè)定T是年，則用戶(hù)私鑰要每年更新一次，為了減少用戶(hù)私鑰被破解的風(fēng)險(xiǎn)，時(shí)間段T要盡量短一些，比如可設(shè)置T為天，用戶(hù)私鑰每天更新一次，這樣即使黑客盜取了用戶(hù)私鑰，他也只能解密當(dāng)天的加密信息，但這樣頻繁地通過(guò)密碼服務(wù)器更新用戶(hù)私鑰，又極大地增加了密碼服務(wù)器的負(fù)擔(dān)。
以手機(jī)為例保密手機(jī)可以通過(guò)IBE技術(shù)來(lái)實(shí)現(xiàn)，每個(gè)手機(jī)號(hào)都是唯一的，可作為標(biāo)識(shí)用戶(hù)的身份信息，在密碼系統(tǒng)中，作為公開(kāi)密鑰，用戶(hù)的手機(jī)號(hào)不會(huì)輕易的變化。出于密碼安全需要，要求用戶(hù)的私鑰每天都更新一次，如果采用D.B/M.F的IBE算法，用戶(hù)每天都要和密碼服務(wù)器交互，這樣勢(shì)必密碼服務(wù)器的負(fù)荷過(guò)重，就不能體現(xiàn)IBE技術(shù)公鑰管理方便，計(jì)算量小的優(yōu)越性。
為解決上述問(wèn)題，本發(fā)明創(chuàng)作者經(jīng)過(guò)長(zhǎng)時(shí)間的研究和實(shí)踐終于獲得了本創(chuàng)作。


發(fā)明內(nèi)容
本發(fā)明的目的在于，提供一種基于用戶(hù)身份標(biāo)識(shí)的加解密方法，用以克服上述缺陷。
為實(shí)現(xiàn)上述目的，本發(fā)明采用的技術(shù)方案在于，提供一種基于用戶(hù)身份標(biāo)識(shí)的加解密方法，其包括的步驟為 步驟a產(chǎn)生基于用戶(hù)身份標(biāo)識(shí)的加解密系統(tǒng)的系統(tǒng)參數(shù)，生成至少兩個(gè)主密鑰分量； 步驟b提供多級(jí)密鑰設(shè)備，密鑰服務(wù)器向符合身份標(biāo)識(shí)要求用戶(hù)的各級(jí)密鑰設(shè)備中設(shè)置種子密鑰和參數(shù)； 步驟c每級(jí)密鑰設(shè)備根據(jù)上一級(jí)密鑰設(shè)備的幫助密鑰生成和更新本級(jí)密鑰設(shè)備的幫助密鑰； 步驟d在最后一級(jí)密鑰設(shè)備處生成用戶(hù)私鑰；其是根據(jù)最后一級(jí)密鑰設(shè)備之前的密鑰設(shè)備生成的所述的幫助密鑰實(shí)現(xiàn)的； 步驟e根據(jù)用戶(hù)的公鑰加密明文產(chǎn)生密文； 步驟f通過(guò)用戶(hù)私鑰解密密文變成明文； 較佳的，所述的步驟a產(chǎn)生基于用戶(hù)身份標(biāo)識(shí)的加解密系統(tǒng)的系統(tǒng)參數(shù)，生成至少兩個(gè)主密鑰分量，其包括的步驟為 步驟a1選擇一至少512比特長(zhǎng)的大素?cái)?shù)p和滿(mǎn)足BDH安全假設(shè)的超奇異橢圓曲線(xiàn)E/GF(p)，其中，P是曲線(xiàn)E的基點(diǎn)，基點(diǎn)的階是大素?cái)?shù)q，q的長(zhǎng)度至少為160比特，定義q階加法循環(huán)群G1、q階乘法循環(huán)群G2，以及雙線(xiàn)性配對(duì)êG1×G1→G2； 步驟a2定義hash函數(shù)H2GF(p2)→{0，1}n，及一用于將用戶(hù)身份ID映射到G1*上元素的函數(shù)H1，其中，G1*表示G1去除O元素； 步驟a3確定明文空間M、密文空間是C，其中，M＝{0，1}n、C＝G1*×{0，1}n； 步驟a4根據(jù)實(shí)際需要，確定用戶(hù)私鑰更新的級(jí)數(shù)m，隨機(jī)選擇m個(gè)主密分量s1，s2，...sm∈Zq*，并令Ppub＝(s1+s2+...+sm)P； 步驟a5保密各個(gè)主密鑰分量si，其中i＝1，2，...，m，公開(kāi)公共參數(shù)param＝<q，G1，G2，ê，n，P，Ppub，H1，H2>； 步驟a6執(zhí)行步驟b； 較佳的，所述的步驟b提供多級(jí)密鑰設(shè)備，密鑰服務(wù)器向符合身份標(biāo)識(shí)要求用戶(hù)的各級(jí)密鑰設(shè)備中設(shè)置種子密鑰和參數(shù)，其包括的步驟為 步驟b1計(jì)算用戶(hù)公鑰QID，其中QID＝H1(ID)； 步驟b2各級(jí)密鑰設(shè)備分別設(shè)置種子密鑰siQID，其中i＝1，2，...，m； 步驟b3將系統(tǒng)參數(shù)p設(shè)置到各級(jí)密鑰設(shè)備中； 步驟c每級(jí)密鑰設(shè)備根據(jù)上一級(jí)密鑰設(shè)備的幫助密鑰生成和更新本級(jí)密鑰設(shè)備的幫助密鑰，是在與密鑰服務(wù)器脫線(xiàn)的情況下完成的，第i級(jí)中間設(shè)備的幫助密鑰為 相關(guān)的中間計(jì)算結(jié)果為riP 其中，j＝1，2，...，m-1，ri為各級(jí)密鑰設(shè)備產(chǎn)生的隨機(jī)數(shù)，Ptj為各級(jí)密鑰設(shè)備根據(jù)相應(yīng)的時(shí)間段，經(jīng)過(guò)hash函數(shù)H1運(yùn)算得到的G1*中的元素，
其中，Tj(time)表示對(duì)時(shí)間進(jìn)行相應(yīng)的運(yùn)算，取出其中相應(yīng)的時(shí)間段的信息，標(biāo)識(shí)本級(jí)密鑰更新一次的時(shí)間，其中，第i密鑰設(shè)備幫助密鑰更新的時(shí)間大于第i-1密鑰設(shè)備幫助密鑰更新的時(shí)間； 較佳的，所述的密鑰設(shè)備為硬件智能卡或UsbKey； 步驟d在最后一級(jí)密鑰設(shè)備處生成用戶(hù)私鑰；其是根據(jù)最后一級(jí)密鑰設(shè)備之前的密鑰設(shè)備生成的所述的幫助密鑰實(shí)現(xiàn)的；用戶(hù)私鑰為 相關(guān)的計(jì)算結(jié)果為 riP，(i＝1，2，L，m) 其中
Tj(time)表示對(duì)時(shí)間進(jìn)行相應(yīng)的運(yùn)算，取出其中相應(yīng)的時(shí)間段的信息，標(biāo)識(shí)本級(jí)密鑰更新一次的時(shí)間，用戶(hù)私鑰更新相對(duì)頻繁； 步驟e根據(jù)用戶(hù)的公鑰加密明文產(chǎn)生密文，其包括的步驟為 步驟e1令gID＝ê(QID，Ppub)＝ê(QID，(s1+s2+...+sm)P)∈G2； 步驟e2其中i＝1，2，L，m，
Tj(time)表示對(duì)時(shí)間進(jìn)行相應(yīng)的運(yùn)算，取出其中相應(yīng)的時(shí)間段的信息，標(biāo)識(shí)本級(jí)密鑰更新一次的時(shí)間； 步驟f通過(guò)用戶(hù)私鑰解密密文變成明文，其包括的步驟為 步驟f1檢查U是否是E/GF(p)中的點(diǎn)，如果不是就拒絕該密文； 步驟f2計(jì)算得出明文其中，加解密的一致性是由下面的等式保證的 其中密文C＝<U，V1，V2，...，Vm，W>。
與現(xiàn)有技術(shù)比較本發(fā)明的有益效果在于，首先引入了多個(gè)主密鑰分量，避免單一主密鑰被破解，從而導(dǎo)致整個(gè)系統(tǒng)被破解的風(fēng)險(xiǎn)； 其次采用多級(jí)密鑰更新裝置，既保證了用戶(hù)私鑰的頻繁更新，又極大地減輕了密碼服務(wù)器的負(fù)擔(dān)； 最后本發(fā)明還具有計(jì)算量小，需要的存貯空間也小的優(yōu)點(diǎn)。



圖1為本發(fā)明基于用戶(hù)身份標(biāo)識(shí)的加解密方法的流程圖； 圖2為本發(fā)明基于用戶(hù)身份標(biāo)識(shí)的加解密方法中步驟a的流程圖； 圖3為本發(fā)明基于用戶(hù)身份標(biāo)識(shí)的加解密方法中步驟b的流程圖。

具體實(shí)施例方式 以下結(jié)合附圖，對(duì)本發(fā)明上述的和另外的技術(shù)特征和優(yōu)點(diǎn)作更詳細(xì)的說(shuō)明。
請(qǐng)參閱圖1所示，其為本發(fā)明基于用戶(hù)身份標(biāo)識(shí)的加解密方法的流程圖；其包括得步驟為 步驟a產(chǎn)生基于用戶(hù)身份標(biāo)識(shí)的加解密系統(tǒng)的系統(tǒng)參數(shù)，生成至少兩個(gè)主密鑰分量； 步驟b提供多級(jí)密鑰設(shè)備，密鑰服務(wù)器向符合身份標(biāo)識(shí)要求用戶(hù)的各級(jí)密鑰設(shè)備中設(shè)置種子密鑰和參數(shù)； 步驟c每級(jí)密鑰設(shè)備根據(jù)上一級(jí)密鑰設(shè)備的幫助密鑰生成和更新本級(jí)密鑰設(shè)備的幫助密鑰； 步驟d在最后一級(jí)密鑰設(shè)備處生成用戶(hù)私鑰；其是根據(jù)最后一級(jí)密鑰設(shè)備之前的密鑰設(shè)備生成的所述的幫助密鑰實(shí)現(xiàn)的； 步驟e根據(jù)用戶(hù)的公鑰加密明文產(chǎn)生密文； 步驟f通過(guò)用戶(hù)私鑰解密密文變成明文； 其中，所述的步驟a二產(chǎn)生基于用戶(hù)身份標(biāo)識(shí)的加解密系統(tǒng)的系統(tǒng)參數(shù)，生成至少兩個(gè)主密鑰分量，請(qǐng)參閱圖2所示，其包括的步驟為 步驟a1選擇一至少512比特長(zhǎng)的大素?cái)?shù)p和滿(mǎn)足BDH安全假設(shè)的超奇異橢圓曲線(xiàn)E/GF(p)，其中，P是曲線(xiàn)E的基點(diǎn)，基點(diǎn)的階是大素?cái)?shù)q，q的長(zhǎng)度至少為160比特，定義q階加法循環(huán)群G1、q階乘法循環(huán)群G2，以及雙線(xiàn)性配對(duì)êG1×G1→G2； 步驟a1定義hash函數(shù)H2GF(p2)→{0，1}n，及一用于將用戶(hù)身份ID映射到G1*上元素的函數(shù)H1，其中，G1*表示G1去除O元素； 步驟a2確定明文空間M、密文空間是C，其中，M＝{0，1}n、C＝G1*×{0，1}n； 步驟a3根據(jù)實(shí)際需要，確定用戶(hù)私鑰更新的級(jí)數(shù)m，隨機(jī)選擇m個(gè)主密分量s1，s2，...sm∈Zq*，并令Ppub＝(s1+s2+...+sm)P； 步驟a4保密各個(gè)主密鑰分量si，其中i＝1，2，...，m，公開(kāi)公共參數(shù)param＝<q，G1，G2，ê，n，P，Ppub，H1，H2>； 步驟a5執(zhí)行步驟b； 對(duì)于本發(fā)明的步驟a而言，其與現(xiàn)有的D.B/M.F算法技術(shù)對(duì)比，主要是增加了主密鑰分量。
對(duì)于所述的步驟b提供多級(jí)密鑰設(shè)備，密鑰服務(wù)器向符合身份標(biāo)識(shí)要求用戶(hù)的各級(jí)密鑰設(shè)備中設(shè)置種子密鑰和參數(shù)，請(qǐng)參閱圖3所示，其包括的步驟為 步驟b1計(jì)算用戶(hù)公鑰QID，其中QID＝H1(ID)； 步驟b2各級(jí)密鑰設(shè)備分別設(shè)置種子密鑰siQID，其中i＝1，2，...，m； 步驟b3將系統(tǒng)參數(shù)p設(shè)置到各級(jí)密鑰設(shè)備中； 對(duì)于本發(fā)明所述的步驟c每級(jí)密鑰設(shè)備根據(jù)上一級(jí)密鑰設(shè)備的幫助密鑰生成和更新本級(jí)密鑰設(shè)備的幫助密鑰，是在與密鑰服務(wù)器脫線(xiàn)的情況下完成的，第i級(jí)中間設(shè)備的幫助密鑰為 相關(guān)的中間計(jì)算結(jié)果為riP 其中，j＝1，2，...，m-1，ri為各級(jí)密鑰設(shè)備產(chǎn)生的隨機(jī)數(shù)，Ptj為各級(jí)密鑰設(shè)備根據(jù)相應(yīng)的時(shí)間段，經(jīng)過(guò)hash函數(shù)H1運(yùn)算得到的G1*中的元素，
這里的Tj(time)表示對(duì)時(shí)間進(jìn)行相應(yīng)的運(yùn)算，取出其中相應(yīng)的時(shí)間段的信息，標(biāo)識(shí)本級(jí)密鑰更新一次的時(shí)間，如果T1(time)＝y(tǒng)ear，表示經(jīng)過(guò)運(yùn)算取出時(shí)間中的年份信息，表明第一級(jí)密鑰設(shè)備每年更新一次，以此類(lèi)推，級(jí)數(shù)越靠前的密鑰設(shè)備幫助密鑰更新的時(shí)間段越長(zhǎng)，即第i級(jí)密鑰設(shè)備幫助密鑰更新的時(shí)間小于第i－1級(jí)密鑰設(shè)備幫助密鑰更新的時(shí)間；所需要的安全性也更高，所述的密鑰設(shè)備采用硬件智能卡或UsbKey，這類(lèi)比較安全的硬件介質(zhì)。
對(duì)于所述的步驟d在最后一級(jí)密鑰設(shè)備處生成用戶(hù)私鑰；其是根據(jù)最后一級(jí)密鑰設(shè)備之前的密鑰設(shè)備生成的所述的幫助密鑰實(shí)現(xiàn)的；其是出于方便使用的考慮，用戶(hù)私鑰可以導(dǎo)入到比如PC、終端等比較不安全的設(shè)備上，因?yàn)橛脩?hù)私鑰更新比較頻繁，比如規(guī)定每天對(duì)用戶(hù)私鑰更新一次，如果黑客截獲了用戶(hù)私鑰，他也只能在一天內(nèi)破解用戶(hù)的機(jī)密信息，第二天他所截獲的用戶(hù)私鑰就再也沒(méi)什么用處，其中所述的用戶(hù)私鑰為 相關(guān)的計(jì)算結(jié)果為 riP，(i＝1，2，L，m) 其中
Tj(time)表示對(duì)時(shí)間進(jìn)行相應(yīng)的運(yùn)算，取出其中相應(yīng)的時(shí)間段的信息，標(biāo)識(shí)本級(jí)密鑰更新一次的時(shí)間，用戶(hù)私鑰更新相對(duì)頻繁； 對(duì)于所述的步驟e與步驟f而言，其與現(xiàn)有的D.B/M.F算法技術(shù)對(duì)比，區(qū)別主要是由于步驟a以及步驟b中增加了主密鑰分量以及在密鑰設(shè)備上設(shè)置種子密鑰和參數(shù)的技術(shù)特征所引起的后續(xù)處理的改變，所述的步驟e根據(jù)用戶(hù)的公鑰加密明文產(chǎn)生密丈，其包括的步驟為 步驟e1令gID＝ê(QID，Ppub)＝ê(QID，(s1+s2+...+sm)P)∈G2； 步驟e2其中i＝1，2，L，m，
Tj(time)表示對(duì)時(shí)間進(jìn)行相應(yīng)的運(yùn)算，取出其中相應(yīng)的時(shí)間段的信息，標(biāo)識(shí)本級(jí)密鑰更新一次的時(shí)間； 對(duì)于所述的步驟f通過(guò)用戶(hù)私鑰解密密文變成明文，其包括的步驟為 步驟f1檢查U是否是E/GF(p)中的點(diǎn)，如果不是就拒絕該密文； 步驟f2計(jì)算得出明文其中，加解密的一致性是由下面的等式保證的 其中密文C＝<U，V1，V2，...，Vm，W>。每一級(jí)的密鑰更新設(shè)備只儲(chǔ)存一個(gè)幫助密鑰，第i級(jí)密鑰更新設(shè)備儲(chǔ)存i個(gè)有關(guān)運(yùn)算結(jié)果。
為了使本領(lǐng)域技術(shù)人員更清楚，我們?nèi)砸员Ｃ苁謾C(jī)為例，采用本發(fā)明的方法，通過(guò)三個(gè)主密鑰分量(s1、s2和s3)，結(jié)合發(fā)明內(nèi)容步驟a中的參數(shù)P(P是曲線(xiàn)E的基點(diǎn))，將s1P設(shè)置到第一級(jí)密鑰設(shè)備，s2P設(shè)置在到第二級(jí)密鑰設(shè)備，將s3P設(shè)置到用戶(hù)手機(jī)，這里的密鑰設(shè)備采用硬件智能卡或Usb Key的硬件介質(zhì)形式，設(shè)置后的密鑰生成和更新都是在和密鑰服務(wù)器脫線(xiàn)的情況下進(jìn)行的，按時(shí)間分三級(jí)，其中 T1(time)＝y(tǒng)ear，T2(time)＝month，T3(time)＝day。
也就是說(shuō)，第一級(jí)密鑰設(shè)備的幫助密鑰自行每年更新一次，第二級(jí)密鑰設(shè)備的幫助密鑰依賴(lài)于第一級(jí)幫助密鑰每月更新一次，用戶(hù)私鑰依賴(lài)于第二級(jí)幫助密鑰每天更新一次。
綜上，本發(fā)明引入多個(gè)主密鑰分量，避免單一主密鑰被破解，從而導(dǎo)致整個(gè)系統(tǒng)被破解的風(fēng)險(xiǎn)；在用戶(hù)密鑰管理中，采用按時(shí)間分級(jí)的模式，既保持了用戶(hù)私鑰在較短時(shí)間得以更新，從而最大限度地避免了密鑰被破解的風(fēng)險(xiǎn)，而且只有種子密鑰和參數(shù)設(shè)置需要和密鑰服務(wù)器交互，其他的密鑰更新都是在密鑰服務(wù)器脫線(xiàn)的情況下完成的，所以又極大地減輕了密鑰服務(wù)器的負(fù)擔(dān)；另外，本發(fā)明的每一級(jí)幫助密鑰的更新只需要進(jìn)行一次關(guān)鍵的點(diǎn)積運(yùn)算，每一級(jí)的中間結(jié)果也只需要進(jìn)行一次關(guān)鍵的點(diǎn)積運(yùn)算；因此具有計(jì)算量小，需要的儲(chǔ)存空間也小的特點(diǎn)。
以上所述僅為本發(fā)明的較佳實(shí)施例，對(duì)本發(fā)明而言?xún)H僅是說(shuō)明性的，而非限制性的。本專(zhuān)業(yè)技術(shù)人員理解，在本發(fā)明權(quán)利要求所限定的精神和范圍內(nèi)可對(duì)其進(jìn)行許多改變，修改，甚至等效，但都將落入本發(fā)明的保護(hù)范圍內(nèi)。
權(quán)利要求
1.一種基于用戶(hù)身份標(biāo)識(shí)的加解密方法，其特征在于，其包括的步驟為
步驟a產(chǎn)生基于用戶(hù)身份標(biāo)識(shí)的加解密系統(tǒng)的系統(tǒng)參數(shù)，生成至少兩個(gè)主密鑰分量；
步驟b提供多級(jí)密鑰設(shè)備，密鑰服務(wù)器向符合身份標(biāo)識(shí)要求用戶(hù)的各級(jí)密鑰設(shè)備中設(shè)置種子密鑰和參數(shù)；
步驟c每級(jí)密鑰設(shè)備根據(jù)上一級(jí)密鑰設(shè)備的幫助密鑰生成和更新本級(jí)密鑰設(shè)備的幫助密鑰；
步驟d在最后一級(jí)密鑰設(shè)備處生成用戶(hù)私鑰；其是根據(jù)最后一級(jí)密鑰設(shè)備之前的密鑰設(shè)備生成的所述的幫助密鑰實(shí)現(xiàn)的；
步驟e根據(jù)用戶(hù)的公鑰加密明文產(chǎn)生密文；
步驟f通過(guò)用戶(hù)私鑰解密密文變成明文。
2.根據(jù)權(quán)利要求1所述的基于用戶(hù)身份標(biāo)識(shí)的加解密方法，其特征在于，所述的步驟a產(chǎn)生基于用戶(hù)身份標(biāo)識(shí)的加解密系統(tǒng)的系統(tǒng)參數(shù)，生成至少兩個(gè)主密鑰分量，其包括的步驟為
步驟a1選擇一至少512比特長(zhǎng)的大素?cái)?shù)p和滿(mǎn)足BDH安全假設(shè)的超奇異橢圓曲線(xiàn)E/GF(p)，其中，P是曲線(xiàn)E的基點(diǎn)，基點(diǎn)的階是大素?cái)?shù)q，q的長(zhǎng)度至少為160比特，定義q階加法循環(huán)群G1、q階乘法循環(huán)群G2，以及雙線(xiàn)性配對(duì)êG1×G1→G2；
步驟a2定義hash函數(shù)H2GF(p2)→{0，1}n，及一用于將用戶(hù)身份ID映射到G1*上元素的函數(shù)H1，其中，G1*表示G1去除O元素；
步驟a3確定明文空間M、密文空間是C，其中，M＝{0，1}n、C＝G1*×{0，1}n；
步驟a4根據(jù)實(shí)際需要，確定用戶(hù)私鑰更新的級(jí)數(shù)m，隨機(jī)選擇m個(gè)主密分量s1，s2，...sm∈Zq*，并令Ppub＝(s1+s2+...+sm)P；
步驟a5保密各個(gè)主密鑰分量si，其中i＝1，2，...，m，公開(kāi)公共參數(shù)param＝<q，G1，G2，ê，n，P，Ppub，H1，H2>；
步驟a6執(zhí)行步驟b。
3.根據(jù)權(quán)利要求1或2所述的基于用戶(hù)身份標(biāo)識(shí)的加解密方法，其特征在于，所述的步驟b提供多級(jí)密鑰設(shè)備，密鑰服務(wù)器向符合身份標(biāo)識(shí)要求用戶(hù)的各級(jí)密鑰設(shè)備中設(shè)置種子密鑰和參數(shù)，其包括的步驟為
步驟b1計(jì)算用戶(hù)公鑰QID，其中QID＝H1(ID)；
步驟b2各級(jí)密鑰設(shè)備分別設(shè)置種子密鑰siQID，其中i＝1，2，...，m；
步驟b3將系統(tǒng)參數(shù)p設(shè)置到各級(jí)密鑰設(shè)備中。
4.根據(jù)權(quán)利要求1所述的基于用戶(hù)身份標(biāo)識(shí)的加解密方法，其特征在于，所述的步驟c每級(jí)密鑰設(shè)備根據(jù)上一級(jí)密鑰設(shè)備的幫助密鑰生成和更新本級(jí)密鑰設(shè)備的幫助密鑰，是在與密鑰服務(wù)器脫線(xiàn)的情況下完成的，第i級(jí)中間設(shè)備的幫助密鑰為
相關(guān)的中間計(jì)算結(jié)果為riP
其中，j＝1，2，...，m-1，rj為各級(jí)密鑰設(shè)備產(chǎn)生的隨機(jī)數(shù)，Ptj為各級(jí)密鑰設(shè)備根據(jù)相應(yīng)的時(shí)間段，經(jīng)過(guò)hash函數(shù)H1運(yùn)算得到的G1*中的元素，
其中，Tj(time)表示對(duì)時(shí)間進(jìn)行相應(yīng)的運(yùn)算，取出其中相應(yīng)的時(shí)間段的信息，標(biāo)識(shí)本級(jí)密鑰更新一次的時(shí)間，其中，第i級(jí)密鑰設(shè)備幫助密鑰更新的時(shí)間大于第i-1級(jí)密鑰設(shè)備幫助密鑰更新的時(shí)間。
5.根據(jù)權(quán)利要求1或4所述的基于用戶(hù)身份標(biāo)識(shí)的加解密方法，其特征在于，所述的密鑰設(shè)備為硬件智能卡或UsbKey。
6.根據(jù)權(quán)利要求1或4所述的基于用戶(hù)身份標(biāo)識(shí)的加解密方法，其特征在于，所述的步驟d在最后一級(jí)密鑰設(shè)備處生成用戶(hù)私鑰；其是根據(jù)最后一級(jí)密鑰設(shè)備之前的密鑰設(shè)備生成的所述的幫助密鑰實(shí)現(xiàn)的；用戶(hù)私鑰為
相關(guān)的中間計(jì)算結(jié)果為
rjP，(i＝1，2，L，m)
其中
Tj(time)表示對(duì)時(shí)間進(jìn)行相應(yīng)的運(yùn)算，取出其中相應(yīng)的時(shí)間段的信息，標(biāo)識(shí)本級(jí)密鑰更新一次的時(shí)間。
7.根據(jù)權(quán)利要求1所述的基于用戶(hù)身份標(biāo)識(shí)的加解密方法，其特征在于，所述的步驟e根據(jù)用戶(hù)的公鑰加密明文產(chǎn)生密文，其包括的步驟為
步驟e1令gID＝ê(QID，Ppub)＝ê(QID，(s1+s2+...+sm)P)∈G2；
步驟e2其中i＝1，2，L，m，
Tj(time)表示對(duì)時(shí)間進(jìn)行相應(yīng)的運(yùn)算，取出其中相應(yīng)的時(shí)間段的信息，標(biāo)識(shí)本級(jí)密鑰更新一次的時(shí)間。
8.根據(jù)權(quán)利要求1所述的基于用戶(hù)身份標(biāo)識(shí)的加解密方法，其特征在于，所述的步驟f通過(guò)用戶(hù)私鑰解密密文變成明文，其包括的步驟為
步驟f1檢查U是否是E/GF(p)中的點(diǎn)，如果不是就拒絕該密文；
步驟f2計(jì)算得出明文
其中，加解密的一致性是由下面的等式保證的
其中密文C＝<U，V1，V2，...，Vm，W>。
全文摘要
本發(fā)明為一種基于用戶(hù)身份標(biāo)識(shí)的加解密方法，其包括的步驟為步驟a產(chǎn)生基于用戶(hù)身份標(biāo)識(shí)的加解密系統(tǒng)的系統(tǒng)參數(shù)，生成至少兩個(gè)主密鑰分量；步驟b提供多級(jí)密鑰設(shè)備，密鑰服務(wù)器向符合身份標(biāo)識(shí)要求用戶(hù)的各級(jí)密鑰設(shè)備中設(shè)置種子密鑰和參數(shù)；步驟c每級(jí)密鑰設(shè)備根據(jù)上一級(jí)密鑰設(shè)備的幫助密鑰生成和更新本級(jí)密鑰設(shè)備的幫助密鑰；步驟d在最后一級(jí)密鑰設(shè)備處生成用戶(hù)私鑰；其是根據(jù)最后一級(jí)密鑰設(shè)備之前的密鑰設(shè)備生成的所述的幫助密鑰實(shí)現(xiàn)的；步驟e根據(jù)用戶(hù)的公鑰加密明文產(chǎn)生密文；步驟f通過(guò)用戶(hù)私鑰解密密文變成明文。實(shí)現(xiàn)了避免單一主密鑰被破解，使整個(gè)系統(tǒng)被破解的風(fēng)險(xiǎn)；保證了用戶(hù)私鑰的頻繁更新，減輕了密鑰服務(wù)器的負(fù)擔(dān)；計(jì)算量小，存貯空間也小。
文檔編號(hào)H04L9/30GK101166088SQ20071012256
公開(kāi)日2008年4月23日 申請(qǐng)日期2007年9月27日 優(yōu)先權(quán)日2007年9月27日
發(fā)明者張慶勝, 程登峰, 瑤 丁, 磊 王 申請(qǐng)人:航天信息股份有限公司