動態屬性的加密方案范文

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《計算機工程與科學雜志》2014年第六期

1基于條件的密碼技術

本文在改造屬性加密方案中，借鑒了基于條件的密碼技術。基于條件的密碼技術首先由KimK等人在文獻［9］中提出，在該文中，他們所構造的基于條件的數字簽名主要是針對某個特定的應用場景———數字簽名的公平交換而言的。BertaIZ等人［10］把這種技術應用到微型的電子卡片技術中，隨后，基于條件的密碼技術被KlonowskiM等人［11］做了有意義的推廣，得到了一定的發展。在基于條件的加密方案中，某用戶對文檔的解密建立在某個條件成立的基礎上。本文將使用這種加解密技術以解決屬性的動態調整問題。

2雙線性映射技術

雙線性映射是指具有下面性質的映射：設G是由P生成的循環加群，其階為素數q，V是一個階為q的循環乘群。

3基于動態屬性的加密方案

3.1方案定義我們實現的基于動態屬性的KP－ABE方案主要包含以下六個算法：參數設置、加密、密鑰產生、生成動態屬性密鑰、屬性密鑰提取和解密。具體描述如下：（1）參數設置：該算法接受一個安全參數λ和屬性集合U的輸入，輸出公共參數PK和主密鑰MSK。（2）加密：該算法接受公共參數PK，待加密消息M和屬性集合γ的輸入，輸出密文CT，該密文只有當用戶的私鑰滿足訪問結構的要求才可解密。（3）密鑰產生：該算法接受MSK、PK，訪問結構Α以及屬性集合γ的輸入，輸出該屬性集合的私鑰SK。（4）生成動態屬性密鑰：該算法接受系統私鑰和用戶滿足某屬性所需條件的明文m的輸入，輸出該屬性的動態屬性密鑰。（5）屬性密鑰提取：該算法接受認證方對某屬性的簽名SIG的輸入，還原該屬性的密鑰。（6）解密：該算法接受公鑰，屬性密鑰和密文的輸入，如果屬性密鑰SK滿足訪問結構要求，則輸出消息明文M。

3.2方案安全模型定義本文方案的安全模型參考的是選擇集合安全模型（Selective－SetModel）的定義方法［1］，方案安全模型定義如下：初始化：敵手A聲明它要攻擊的屬性集合γ。參數設置：挑戰者運行方案的參數設置算法，并把產生的公共參數發送給敵手。階段1在該階段，敵手A可以詢問多個訪問結構Λj的動態屬性密鑰及滿足該屬性所需具備條件的散列值（即H（m）值），并可提取該結構中的任意的動態屬性密鑰（即得到其屬性密鑰），但需滿足以下條件：敵手能從動態屬性密鑰中提取出來的屬性密鑰集合γ′必須是γ的子集（即γ′γ），且γΛj。挑戰：在此階段，敵手提交兩個等長的消息M0和M1。挑戰者隨機拋一枚硬幣b，并根據屬性集合γ加密Mb，然后把密文發送給敵手A作為挑戰密文。階段1此階段與階段1相同。猜測：在此階段，敵手A輸出對b的猜測b′。在上述游戲中，敵手A的優勢定義為Pr［b′＝b］－1／2。如果所有的多項式時間敵手在上述游戲中最多有可忽略的優勢的話，那么，本方案在Se－lective－Set模型下是安全的。

3.3方案描述設G1是一個以素數p為階的雙線性群，g是其生成元，e：G1×G1→G2為一個雙線性映射。由以上過程可以看到，在計算動態屬性密鑰時，與具體密文無關，僅需提供屬性密鑰即可計算。因此，可對具體屬性預先計算好其動態屬性密鑰。屬性密鑰提取：當認證方認證某用戶滿足某屬性的條件時，認證方把其簽名的參數b發給用戶，因而，用戶可以得到該屬性的密鑰。

4方案安全性證明

定理1假定以上定義的DDH和DBDH問題難解，本文所述方案是安全的，即在Seletive－Set游戲中，敵手的優勢是可忽略的。證明假設存在一個多項式時間的敵手A能在Seletive－Set游戲中破解本文的方案，我們將構造一個模擬器B同時解決本文定義1和定義2中的兩個問題（即DDH問題和DBDH問題）。（1）敵手提取了γ中所有的屬性密鑰。這種情況下，即敵手知道了γ中所有的屬性密鑰，此時動態屬性密鑰的作用消失了（也即敵手滿足了所有動態屬性密鑰的條件）。此時按以下兩種方法構造訪問樹中根節點的多項式。

5結束語

基于屬性的加密方案能很好地解決被加密文檔的細粒度權限劃分問題，但由于其屬性不具有“動態”的特性，導致了用戶在屬性遷移時的不便。本文利用“條件”的思想，把方案中的屬性改成動態的形式，當用戶的屬性變遷后，他可以通過與認證機構的交互，自己計算出新增的屬性密鑰，并得到認證機構對其新增屬性的簽名，從而較好地實現了受保護文檔訪問權限的靈活控制。

作者：鄧宇喬單位：廣東財經大學數學與統計學院