摘  要： 在基于橢圓曲線(xiàn)離散對(duì)數(shù)的安全機(jī)制的前提下，討論了(t，n)門(mén)限加密模式。在該模式中，系統(tǒng)公鑰由成員協(xié)同產(chǎn)生， t個(gè)或t個(gè)以上成員可以間接地解開(kāi)密文。由于(t，n)門(mén)限加密模式秘密信息較少，所以具有良好的安全性，且計(jì)算復(fù)雜度較低。
關(guān)鍵詞： 秘密共享；可信中心；加密

    門(mén)限秘密共享由SHAMIR[1]和BLAKLEY[2]于1979年獨(dú)立提出，他們分別利用有限域中的Lagrange插值多項(xiàng)式和幾何映射構(gòu)造出了(t，n)門(mén)限秘密共享方案，這些方案存在著可信中心。隨后許多學(xué)者對(duì)可信中心的存在情況進(jìn)行了深入研究。1991年，INGEMARSSON和SIMMONS[3]提出了一種無(wú)可信中心秘密共享思想。HARN[4]于1994年提出了一種基于ELGamal簽名的、不需要可信中心的門(mén)限群簽名方案，該方案沒(méi)有可信中心，但是超過(guò)門(mén)限值的成員能夠協(xié)同恢復(fù)其他成員的私鑰。參考文獻(xiàn)[5-7]等分別提出了一個(gè)無(wú)需可信中心的門(mén)限簽名方案，但簽名者之間需要進(jìn)行秘密通信來(lái)交換信息。參考文獻(xiàn)[8]提出的門(mén)限簽名方案無(wú)需秘密通信。隨后，很多學(xué)者對(duì)這方面進(jìn)行了大量的研究和改進(jìn)[9-10]。
    目前，無(wú)可信中心秘密共享的研究主要集中在門(mén)限數(shù)字簽名上，對(duì)于門(mén)限加密的研究尚且不多。為此，本文在基于橢圓曲線(xiàn)公鑰體制的前提下，提出了無(wú)可信中秘密共享加密模式。該模式中，成員協(xié)同作用生成各自的秘密份額，參與者之間無(wú)需傳遞任何秘密信息。由秘密份額計(jì)算出相關(guān)的可公開(kāi)信息，從而生成系統(tǒng)公鑰。解密過(guò)程中，也是由合作的參與者通過(guò)秘密份額計(jì)算一個(gè)可驗(yàn)證的偽份額，最終間接地完成解密，從而保證了系統(tǒng)私鑰可重復(fù)使用。利用公開(kāi)信息來(lái)驗(yàn)證參與者提供的有用信息，在很大程度上提高了系統(tǒng)的執(zhí)行效率。
1 預(yù)備知識(shí)
1.1 SHAMIR的門(mén)限秘密共享方案
(1)初始化階段：秘密分發(fā)者D隨機(jī)地從GF(q)(q為素?cái)?shù)且q>n)中選取n個(gè)不同的非零元素x1，x2，…，xn，D將xi分配給Pi(i=1，2，……，n)，且xi的值是公開(kāi)的。
(2)秘密分發(fā)階段：設(shè)共享秘密為s∈GF(q)，D隨機(jī)地選擇GF(q)中的t-1個(gè)元素a1，a2，…，at-1，構(gòu)造一個(gè)t-1次多項(xiàng)式f(x)=s+a1x+a2x2+…+at-1xt-1 mod q，D計(jì)算yi=f(xi)(i=1，2，…，n)，yi作為s的子秘密。
    (3)秘密恢復(fù)階段：t個(gè)成員Pi(i=1，2，…，t)交換各自的秘密份額，得到：(x1，y1)，(x2，y2)，(x3，y3)，…，(xt，yt)，就可通過(guò)式(1)恢復(fù)共享秘密s。
    s=■yi■■mod q(1)
1.2 橢圓曲線(xiàn)實(shí)現(xiàn) Elgamal密碼體制
首先選取一條橢圓曲線(xiàn)Ep(a，b)，p為一個(gè)奇素?cái)?shù)，G為橢圓曲線(xiàn)的基點(diǎn)，q為G的階，Ep(a，b)和G公開(kāi)。設(shè)明文為m，將明文通過(guò)編碼嵌入到曲線(xiàn)上得點(diǎn)Pm，再對(duì)點(diǎn)Pm進(jìn)行加密。另設(shè)用戶(hù)UA及UB。
(1)UB加密：用戶(hù)UA選SA作為私鑰，并以PA=SAG作為公鑰。任一用戶(hù)UB如果想向UA發(fā)送消息Pm，可選取一隨機(jī)正整數(shù)k，產(chǎn)生以下點(diǎn)對(duì)作為密文：Cm={kG，Pm+kPA}。
(2)UA解密：UA解密時(shí)，以密文點(diǎn)對(duì)中的第2個(gè)點(diǎn)減去用自己的秘密鑰與第1個(gè)點(diǎn)的倍乘，即Pm+kPA-SAkG=Pm+k(SAG)-SAkG=Pm。
2 本方案的描述
2.1 系統(tǒng)初始化
初始化過(guò)程完成各參與者的私鑰、秘密份額及系統(tǒng)公鑰的產(chǎn)生。假設(shè)P={P1，P2，…，Pn}為n個(gè)成員的集合，每個(gè)成員Pi(Pi∈P)擁有私鑰di，IDi是每個(gè)Pi唯一的身份標(biāo)識(shí)，t為門(mén)限值。首先選取一條橢圓曲線(xiàn)Ep(a，b)，G為橢圓曲線(xiàn)的基點(diǎn)，q為G的階，Ep(a，b)和G公開(kāi)。
(1)Pi∈P在[1，q-1]中隨機(jī)選擇一個(gè)整數(shù)di作為私鑰，公鑰為diG，并產(chǎn)生隨機(jī)數(shù)集{ai，k|k=1，2，…，t-1}。構(gòu)造一個(gè)t-1次多項(xiàng)式：
fi(x)=di+ai，1x+…+ai，t-1xt-1mod q(2)
其中di=fi(0)。Pi把fi(IDj)發(fā)送給其他n-1個(gè)成員Pj(j≠i)∈P。fi(IDi)自己保留。再計(jì)算驗(yàn)證參數(shù)：?琢ik=ajkG，k∈{1，２，…，t-1}。
每個(gè)Pj(j≠i)∈P接收到其他n-1個(gè)成員的廣播信息后，Pj通過(guò)式(3)驗(yàn)證fi(IDi)：     
fi(IDj)G=diG+■(IDj)k?琢ik(3)
若式(3)成立，則fi(IDj)有效；否則，Pj拒絕fi(IDj)，并要求Pi重新發(fā)送。
(2) 秘密份額的生成：每個(gè)Pi從其他n-1個(gè)成員接收到了所有正確的秘密份額以后，通過(guò)式(4)計(jì)算各自的秘密份額，并廣播Yi=F(IDi)G mod q。
F(IDi)=■fj(IDi)mod q(4)
(3) 系統(tǒng)公鑰生成：系統(tǒng)私鑰F(0)=■F(IDi)■■mod q，基于拉格朗日插值多項(xiàng)式，利用公開(kāi)信息計(jì)算系統(tǒng)公鑰：
y=F(0)G modq
=(■F(IDi)■■mod q)G mod q
 =[(■F(IDi)■■mod q)·(G mod q)]mod q
 =(■F(IDi)■■G)mod q(5)
 =■(■■F(IDi)G mod q)mod q
 =■(■■Yi)mod q
然后公開(kāi)y。
2.2 加密過(guò)程    
為不失一般性，假設(shè)明文為m，將m通過(guò)編碼映射到曲線(xiàn)上得點(diǎn)Pm，再對(duì)點(diǎn)Pm進(jìn)行加密。
(1)UA選取一個(gè)隨機(jī)數(shù)k，并使其滿(mǎn)足1≤k≤q-1。
(2)計(jì)算C1=kG mod q和C2=Pm+ky mod q，產(chǎn)生點(diǎn)對(duì)密文：Cm={C1，C2}。
(3)將密文Cm發(fā)送給P。
2.3 驗(yàn)證過(guò)程
P中任意t個(gè)或t個(gè)以上的參與者合作可以解開(kāi)密文，為不失一般性，設(shè)P中t個(gè)參與者集合為W={P1，P2，…，Pn}。收到密文后，W中每個(gè)成員Pi利用自己的秘密份額，通過(guò)式(6)各自計(jì)算出si(i=1，2，…，t)，參與者彼此交換份額si。
si=F(IDi)■■C1(6)
每個(gè)Pi(j≠i)∈P能夠通過(guò)判斷等式siG=C1Yi■■是否成立來(lái)驗(yàn)證Pi(i=1，2，…，t)所提供的份額的真?zhèn)巍Ｈ绻仁匠闪ⅲ敲碢i所提交的份額是正確的，接著執(zhí)行下面的步驟；否則就要求Pi重新發(fā)送份額。
2.4 解密過(guò)程
當(dāng)收到了t份si后，就通過(guò)式(7)計(jì)算得出F(0)C1 modq。
 F(0)C1 modq=[(■F(IDi)■■mod q)·(KG mod q)]mod q
=(■F(IDi)■■KG)mod q
=■(F(IDi)■■KGmod q)(7)
=■(F(IDi)■■C1)
=■si
解密時(shí)，以密文對(duì)中的第2個(gè)點(diǎn)減去用組私鑰與第1個(gè)點(diǎn)的倍乘，即：
Pm=Pm+[k(F(0)G mod q)-F(0)kG mod q] mod q=
Pm+k(F(0)G mod q)mod q-F(0)kG mod q=
Pm+ky mod q-F(0)kG mod q=(8)
    C2-F(0)C1=
    C2-∑si
3 方案分析
３.1 方案特點(diǎn)
(1)本方案不需要可信中心管理參與者的密鑰，成員協(xié)同產(chǎn)生各自的秘密份額，每個(gè)參與者只需保留一個(gè)自己的私鑰和一份秘密份額。
(2)在初始化階段，系統(tǒng)公鑰由達(dá)到門(mén)限值的成員組協(xié)同產(chǎn)生并公開(kāi)，但這些成員組是無(wú)法共同生成系統(tǒng)私鑰F(0)的，即P中任一成員都不知道系統(tǒng)私鑰。
(3)秘密份額產(chǎn)生后，公開(kāi)Yi=F(IDi)G mod q，系統(tǒng)公鑰不是由系統(tǒng)私鑰直接產(chǎn)生，而是由公開(kāi)信息間接生成。在解密過(guò)程中，每個(gè)合作的參與者只需向解密者提交一個(gè)由秘密份額計(jì)算的、可驗(yàn)證的偽份額si，即可間接達(dá)到解密效果。
3.2 安全性分析
(1)系統(tǒng)私鑰F(0)是安全的。基于求解橢圓曲線(xiàn)上離散對(duì)數(shù)問(wèn)題的困難性，由系統(tǒng)公鑰y=F(0)G mod q無(wú)法計(jì)算出系統(tǒng)私鑰F(0)，由■si=F(0)C1 mod q也不能計(jì)算出系統(tǒng)私鑰F(0)，從公鑰diG(i∈{1，２，…，n})無(wú)法得到di(i∈{1，２，…，n})，所以無(wú)法生成系統(tǒng)公鑰F(0)=■fi(0)mod q=■di mod q。對(duì)于由每個(gè)成員的秘密份額得出的公開(kāi)信息Yi=F(IDi)G mod q(i∈{1，２，…，t})，由于無(wú)法獲取秘密份額F(IDi)，故無(wú)法生成系統(tǒng)私鑰F(0)=■F(IDi)■■mod q。
(2)能夠有效地阻止主動(dòng)攻擊。如果有偽造者想要假冒成合法成員P中的一員(如Pi)，那么它要構(gòu)造一個(gè)多項(xiàng)式fi′(x)。但是，由于偽造者不知道Pi的私鑰di，所以fi′(0)≠di。如果fi′(0)≠di，則份額fi′(IDj)就不滿(mǎn)足式(3)的驗(yàn)證，從而達(dá)不到偽造的初衷，所以偽造者不能阻止誠(chéng)實(shí)成員生成系統(tǒng)公鑰。
(3)解密前能夠驗(yàn)證Pi是否提供虛假信息來(lái)欺騙其他參與者。解密過(guò)程中，解密者通過(guò)判斷式siG=C1Yi■■成立與否來(lái)驗(yàn)證各成員提供的信息的真?zhèn)巍３藄i以外，其他信息均公開(kāi)或可計(jì)算，所以要偽造一個(gè)新的滿(mǎn)足條件等式的si是不可行的。
(4) 有別于傳統(tǒng)的研究方法，本方案中對(duì)防欺騙研究側(cè)重于安全交換協(xié)議。具體做法體現(xiàn)在方案中秘密份額的生成和認(rèn)證，能在事前有效地阻止惡意成員的欺騙行為。是否滿(mǎn)足式(3)是判斷份額正確性的標(biāo)準(zhǔn)。
本文構(gòu)造了一個(gè)無(wú)可信中心的秘密共享加密模式，每個(gè)參與者只需要產(chǎn)生一個(gè)私鑰，秘密份額由成員協(xié)同產(chǎn)生，成員協(xié)同產(chǎn)生用于加密的系統(tǒng)公鑰，t個(gè)或t個(gè)以上成員利用秘密份額計(jì)算并提供正確的信息，可以間接地解開(kāi)密文。本文是基于橢圓曲線(xiàn)公鑰密碼體制的，系統(tǒng)私鑰的安全性基于橢圓曲線(xiàn)上的離散對(duì)數(shù)問(wèn)題的難解性。該方案中，每個(gè)成員需保留的秘密信息只有一個(gè)自己的私鑰和一份秘密份額，即使存在著超過(guò)門(mén)限值的成員協(xié)同作用，也無(wú)法將其他成員的私鑰恢復(fù)，使無(wú)可信中心的特點(diǎn)及優(yōu)點(diǎn)得到了較好的實(shí)現(xiàn)。
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