專(zhuān)利名稱(chēng)：一種無(wú)證書(shū)公鑰密碼系統(tǒng)的構(gòu)造方法
技術(shù)領(lǐng)域：
本發(fā)明屬于信息安全領(lǐng)域，特別涉及到公鑰密碼技術(shù)，以及標(biāo)識(shí)或基于身份的密碼技術(shù)。
背景技術(shù)：
公鑰密碼技術(shù)是一種廣泛應(yīng)用的對(duì)發(fā)送給指定接收者的文件、消息等信息進(jìn)行加密的技術(shù)。采用這種密碼技術(shù)的系統(tǒng)需要為每個(gè)用戶(hù)生成一對(duì)數(shù)學(xué)上相關(guān)聯(lián)的公鑰和私鑰，公鑰通過(guò)某種方式公開(kāi)發(fā)布，使得任何發(fā)送者都可獲得接收者的公鑰，私鑰則由接收者秘密保存。公鑰密碼系統(tǒng)應(yīng)用中一個(gè)重要的安全需求就是確保使用的公鑰確切地屬于指定接收者，即需要一種將用戶(hù)標(biāo)識(shí)(ID)和其公鑰綁定在一起的安全機(jī)制。傳統(tǒng)公鑰密碼體制中，例如采用RSA、DSA、ECC等算法的系統(tǒng)，公鑰的產(chǎn)生和用戶(hù)的標(biāo)識(shí)沒(méi)有關(guān)系，需要由第三方認(rèn)證中心CA(Certificate Authority)發(fā)放證書(shū)，即對(duì)用戶(hù)的公鑰和標(biāo)識(shí)進(jìn)行簽名，將二者綁定，這個(gè)基于傳統(tǒng)公鑰密碼系統(tǒng)的以CA為中心的體系叫做公鑰基礎(chǔ)架構(gòu)，即I3KI (Public Key Infrastructure) 0借助于H(I，互聯(lián)網(wǎng)上的很多應(yīng)用得以實(shí)現(xiàn)，例如電子商務(wù)、電子銀行等。1984年著名以色列密碼學(xué)家Siamir提出標(biāo)識(shí)密碼系統(tǒng)的概念，又稱(chēng)基于身份的密碼系統(tǒng)。標(biāo)識(shí)密碼系統(tǒng)中，用戶(hù)標(biāo)識(shí)就是該用戶(hù)的公鑰，不需要存儲(chǔ)用戶(hù)的公鑰，也不需要借助于PKI將公鑰和標(biāo)識(shí)綁定在一起，因此有廣泛的潛在應(yīng)用前景。但是由于技術(shù)的局限，標(biāo)識(shí)加解密方案的實(shí)現(xiàn)一直是個(gè)公開(kāi)問(wèn)題。二 ^^一世紀(jì)后，隨著研究人員對(duì)橢圓曲線的深入研究，發(fā)掘出了雙線性對(duì)作為一系列密碼系統(tǒng)的工具。雙線性對(duì)解決了標(biāo)識(shí)密碼系統(tǒng)的設(shè)計(jì)和實(shí)現(xiàn)難題。2001年，美國(guó)斯坦福大學(xué)的Boneh和加州大學(xué)戴維斯分校的Franlin利用橢圓曲線的雙線性對(duì)，構(gòu)造了一個(gè)基于BDH假設(shè)(Bilinear Diffie-Hellman)的標(biāo)識(shí)密碼系統(tǒng)BF-IBE。該密碼系統(tǒng)成功的實(shí)現(xiàn)了 Siamir的標(biāo)識(shí)密碼系統(tǒng)概念的功能，并且在效率、密文長(zhǎng)度上有很高的實(shí)用價(jià)值。 2003年大阪電氣通信大學(xué)的Mkai和大阪學(xué)院大學(xué)的Kasahara提出了一個(gè)基于q_BDHI假設(shè)(q-bilinear Diffie-Hellman inversion)的標(biāo)識(shí)密碼系統(tǒng) SK-IBE。2004 年 Boneh 和 Boyen同樣利用橢圓曲線的雙線性對(duì)，構(gòu)造了一個(gè)基于D-BDH假設(shè)(Decisional Bilinear Diffie-Hellman)的標(biāo)識(shí)密碼系統(tǒng)BB-IBE。2005年美國(guó)得克薩斯大學(xué)的Waters提出了一個(gè)安全性基于 D-BDH 假設(shè)(Decisional Bilinear Diff ie-Hellman)的標(biāo)識(shí)密碼系統(tǒng) W-IBE。目前普遍認(rèn)為一個(gè)標(biāo)識(shí)密碼系統(tǒng)應(yīng)該包含密鑰中心KGC、公共參數(shù)發(fā)布服務(wù)器 PPS這兩個(gè)組成部分。KGC的主要作用是接收用戶(hù)的標(biāo)識(shí)私鑰請(qǐng)求，利用主密鑰為用戶(hù)生成標(biāo)識(shí)私鑰。PPS公開(kāi)KGC設(shè)定的系統(tǒng)參數(shù)，包括除主密鑰和能導(dǎo)出主密鑰的參數(shù)之外的可公開(kāi)參數(shù)等信息。PPS的主要作用是為用戶(hù)提供系統(tǒng)參數(shù)下載服務(wù)。標(biāo)識(shí)密碼體制有兩個(gè)主要缺點(diǎn)，在一定程度上限制了它的應(yīng)用。一是用戶(hù)的標(biāo)識(shí)私鑰在密鑰中心的托管問(wèn)題，用戶(hù)的標(biāo)識(shí)私鑰必須由密鑰中心生成，因此密鑰中心和用戶(hù)一樣也擁有用戶(hù)標(biāo)識(shí)私鑰，因此嚴(yán)格地說(shuō)，標(biāo)識(shí)密碼體制產(chǎn)生的簽名不具有不可否認(rèn)性，這在法律上是個(gè)問(wèn)題。相應(yīng)地，標(biāo)識(shí)密碼體制產(chǎn)生的密文在密鑰中心可以解密，有信息泄露的風(fēng)險(xiǎn)。二是用戶(hù)標(biāo)識(shí)私鑰丟失后的問(wèn)題。傳統(tǒng)公鑰體制中用戶(hù)的標(biāo)識(shí)和公鑰綁定在一起， 如果用戶(hù)私鑰丟失，用戶(hù)可以重新生成一對(duì)公鑰和私鑰，而在標(biāo)識(shí)密碼體制中，用戶(hù)的標(biāo)識(shí)就是公鑰，因此無(wú)法被撤銷(xiāo)。為了解決標(biāo)識(shí)密碼系統(tǒng)中存在的問(wèn)題，研究人員分別提出了一些介于傳統(tǒng)公鑰密碼系統(tǒng)和標(biāo)識(shí)密碼系統(tǒng)之間的一種公鑰密碼系統(tǒng)，如Gentry在“Certificate-Based Encryption and the Certificate Revocation Problem" (EUROCRYPT 2003) ψ Hdj ^ 基于證書(shū)的密碼系統(tǒng) CBE (Certificate Based Encryption)、Al-Riyami 禾口 Patersony ^"Certificateless Public Key Cryptography" (Asiacrypt 2003)巾 dj 白勺 $ 證書(shū)公鑰密碼系統(tǒng) CL-PKC(Certificateless Public Key Cryptography)、Girault ^ "Self-certificated public keys”(EUROCRYPT 1991)中提出的自證書(shū)公鑰系統(tǒng) SC-PKC(Self-Certified Public Key Cryptography)。在假定密鑰中心是可信任的情況下， 也就是密鑰中心盡管能夠計(jì)算出用戶(hù)的標(biāo)識(shí)私鑰，但是不會(huì)替換用戶(hù)的公鑰，CBE、SC-PKC、 CL-PKC都能解決標(biāo)識(shí)密碼系統(tǒng)的私鑰托管問(wèn)題。其中無(wú)證書(shū)公鑰密碼系統(tǒng)CL-PKC中，用戶(hù)在獲得標(biāo)識(shí)密碼中心生成的標(biāo)識(shí)私鑰之后，選擇自己的一個(gè)秘密，將這個(gè)秘密施加于標(biāo)識(shí)私鑰上，生成一對(duì)新的公鑰和私鑰。加密發(fā)送方需要獲得接收方的公鑰和標(biāo)識(shí)進(jìn)行加密操作。接收方只有獲得相應(yīng)的私鑰方可解密，這個(gè)私鑰已經(jīng)不同于標(biāo)識(shí)密碼系統(tǒng)密鑰中心初次生成的那個(gè)標(biāo)識(shí)私鑰。 CL-PKC的具體建立過(guò)程如下1)系統(tǒng)建立密鑰中心KGC生成主密鑰和公共參數(shù)；2)用戶(hù)部分私鑰獲取KGC根據(jù)用戶(hù)的標(biāo)識(shí)ID，為用戶(hù)生成標(biāo)識(shí)私鑰，作為用戶(hù)的部分私鑰sku, pmt ；3)用戶(hù)私鑰生成用戶(hù)根據(jù)公共參數(shù)、自己的標(biāo)識(shí)ID，生成用戶(hù)秘密xu，并利用^ 將部分私鑰sku,part轉(zhuǎn)換成全部私鑰Sku ；4)用戶(hù)公鑰生成根據(jù)公共參數(shù)、用戶(hù)秘密\，生成用戶(hù)公鑰pku;5)加密根據(jù)接收方的公鑰、標(biāo)識(shí)ID，對(duì)明文消息加密，生成密文；6)解密利用自己的私鑰Sku對(duì)密文解密，恢復(fù)明文消息。本發(fā)明提出一種無(wú)證書(shū)公鑰密碼系統(tǒng)的構(gòu)造方法，其核心思想是利用研究人員提出的可隨機(jī)化的簽名方案，如“Unlinkable Randomizable Signature and Its Application in Group Signature" (Inscrypt' 07, LNCS 4990, pages 328—342，2008)。 一個(gè)可隨機(jī)化簽名比普通的簽名方案額外包含了一個(gè)隨機(jī)化算法tod，具體如下Gen 輸入安全參數(shù)k，輸出(pk，sk)的概率多項(xiàng)式算法，pk是公鑰，sk是私鑰；Sig 輸入私鑰sk和消息m，輸出簽名sig的概率多項(xiàng)式算法，簽名可分成兩部分， sig = (a, b)；Ver 輸入公鑰pk、消息m和簽名sig，輸出1或0(表示接受或拒絕)的確定性多項(xiàng)式算法；fold:輸入公鑰pk、消息m和簽名sig sig = (a，b)，輸出m的另一個(gè)不同簽名sig' =(a'，b')的概率多項(xiàng)式算法。
一個(gè)可隨機(jī)化簽名具有不可聯(lián)系性，如果給定兩個(gè)不同消息和相應(yīng)簽名Ov a0, bo), (IIl1, B1, bi)，挑戰(zhàn)者隨機(jī)選擇其中一個(gè)消息的簽名并隨機(jī)化生成一個(gè)完全不同的簽名 (a, b)，把簽名的第二部分b給敵手，敵手不能通過(guò)有效算法區(qū)分b是對(duì)哪一個(gè)消息簽名的隨機(jī)化?；跈E圓曲線雙線性對(duì)的可隨機(jī)化簽名還有另外一個(gè)特性，其簽名驗(yàn)證可以比較容易地用來(lái)構(gòu)造下列形式的標(biāo)識(shí)密文〈pairing-DH token(r), Hiding(message ；pairing-DH value)>。本發(fā)明還利用了基于非交互零知識(shí)證明協(xié)議的知識(shí)簽名。非交互式零知識(shí)協(xié)議(non-interactive zero-knowledge,簡(jiǎn)稱(chēng)NIZK)是一種只需進(jìn)行一次信息傳遞的證明或論證系統(tǒng)，把非交互零知識(shí)證明協(xié)議轉(zhuǎn)換成的簽名方案稱(chēng)作知識(shí)簽名，可參考 Bellare 禾口 Goldwasser 的"New paradigms for digital signatures and message authentication based on non-interactive zero knowledge proofs" (In Advances in Cryptology-CRYPTO' 89，LNCS 435，pages 194-211. Springer,1990) 和其他無(wú)證書(shū)公鑰密碼系統(tǒng)相比，本發(fā)明具有通用性且根據(jù)所述構(gòu)造方法可以容易地得到安全性較高的簽名和加密方案。

發(fā)明內(nèi)容
本發(fā)明的目的是針對(duì)標(biāo)識(shí)密碼系統(tǒng)的一種安全缺陷，即用戶(hù)的標(biāo)識(shí)私鑰被托管在密鑰中心的問(wèn)題，提出一種構(gòu)造無(wú)證書(shū)公鑰密碼系統(tǒng)的方法，和其他無(wú)證書(shū)公鑰密碼系統(tǒng)以及其他類(lèi)似方法相比，如基于證書(shū)的密碼系統(tǒng)和自證書(shū)公鑰系統(tǒng)，本發(fā)明具有通用性且根據(jù)所述構(gòu)造方法可以容易地得到安全性較高的簽名和加密方案。為達(dá)成所述目的，本發(fā)明利用了具有不可聯(lián)系性的可隨機(jī)化簽名，包括系統(tǒng)建立方法、密鑰生成方法、簽名及驗(yàn)證方法和加密及解密方法。其中系統(tǒng)建立方法，具體包括如下步驟步驟1.密鑰中心選擇一個(gè)具有不可聯(lián)系性的可隨機(jī)化簽名方案；步驟2.密鑰中心根據(jù)所述可隨機(jī)化簽名方案選擇密鑰中心私鑰和密鑰中心公鑰；其中密鑰生成方法包括如下步驟步驟1.獲得初始標(biāo)識(shí)私鑰用戶(hù)提交自己的標(biāo)識(shí)和私鑰獲取請(qǐng)求給密鑰中心，密鑰中心對(duì)標(biāo)識(shí)進(jìn)行可隨機(jī)化簽名，所得簽名即為用戶(hù)的初始標(biāo)識(shí)私鑰dID ；所述初始標(biāo)識(shí)私鑰，其特征在于，可以分成兩個(gè)部分，分別記為aID和bID ；步驟2.生成當(dāng)前標(biāo)識(shí)私鑰所述用戶(hù)獲得所述初始標(biāo)識(shí)私鑰dID后，將其隨機(jī)化生成用戶(hù)的當(dāng)前標(biāo)識(shí)私鑰dID°;所述當(dāng)前標(biāo)識(shí)私鑰dID°，其特征在于，可以分成兩個(gè)部分，分別記為aID°和bID°，且 aID°和bID°分別由aID和bID隨機(jī)化生成；步驟3.設(shè)置用戶(hù)公私鑰用戶(hù)設(shè)置自己的用戶(hù)私鑰為所述當(dāng)前標(biāo)識(shí)私鑰的第一部分Ad，設(shè)置自己的用戶(hù)公鑰為所述私鑰在一個(gè)密碼學(xué)安全的單向函數(shù)映射下的函數(shù)值；其中簽名及驗(yàn)證方法包括如下步驟步驟1.生成臨時(shí)標(biāo)識(shí)私鑰簽名者對(duì)所述當(dāng)前標(biāo)識(shí)私鑰dID°隨機(jī)化，生成臨時(shí)標(biāo)
5識(shí)私鑰(C ；所述臨時(shí)標(biāo)識(shí)私鑰Clm1,其特征在于，可以分成兩個(gè)部分，分別記為^11和bj，且 Bid1和bj可以分別由iiID°和bID°隨機(jī)化生成；步驟2.生成簽名給定任何消息，所述簽名者基于所述臨時(shí)標(biāo)識(shí)私鑰Clm1,生成一個(gè)基于非交互零知識(shí)證明協(xié)議的知識(shí)簽名，將所述臨時(shí)標(biāo)識(shí)私鑰的第二部分bj和所述知識(shí)簽名作為所述簽名者對(duì)所述消息的簽名；其中加密及解密方法包括如下步驟步驟1.加密者要對(duì)明文加密時(shí)，首先獲得解密者的用戶(hù)公鑰，生成基于雙線性對(duì)的DH隨機(jī)值，從所述DH隨機(jī)值導(dǎo)出密鑰，對(duì)所述明文進(jìn)行加密；步驟2.所述解密者利用所述當(dāng)前標(biāo)識(shí)私鑰dID°進(jìn)行解密。本發(fā)明的有益效果本發(fā)明能夠解決標(biāo)識(shí)密碼系統(tǒng)私鑰被托管的安全缺陷，和其他類(lèi)似方法比較，特別和其他無(wú)證書(shū)公鑰密碼系統(tǒng)方法相比，本發(fā)明具有通用性且根據(jù)所述構(gòu)造方法可以容易地得到安全性較高的簽名和加密方案。


圖1是本發(fā)明無(wú)證書(shū)公鑰密碼系統(tǒng)的組成框圖；圖2是本發(fā)明圖1中密鑰生成的流程圖；圖3是本發(fā)明圖1中簽名/驗(yàn)證的簽名流程圖。
具體實(shí)施例方式下面結(jié)合具體實(shí)施例詳細(xì)說(shuō)明本發(fā)明技術(shù)方案中所涉及的各個(gè)細(xì)節(jié)問(wèn)題。應(yīng)指出的是，所描述的實(shí)施例僅旨在便于對(duì)本發(fā)明的理解，而對(duì)其不起任何限定作用。以Zhou—Lin在"Unlinkable Randomizable Signature and Its Application in Group Signature” (Inscrypt' 07，LNCS 4990，pages 328-342，2008)中提出的可隨機(jī)化簽名BBS04+為例。其中系統(tǒng)建立的步驟具體如下步驟1.密鑰中心選擇所述BBS04+簽名方案；步驟2.選擇密鑰中心私鑰為sk。= X，密鑰中心公鑰為pk。= {ρ, g，gl, h1 e, w, G1, GJ，其中w = g,，e是G1XG1到G2的雙線性映射；其中密鑰生成的步驟具體如下步驟1.獲得初始標(biāo)識(shí)私鑰用戶(hù)提交自己的標(biāo)識(shí)ID和私鑰獲取請(qǐng)求給密鑰中心， 密鑰中心對(duì)ID進(jìn)行可隨機(jī)化簽名，獲得用戶(hù)的初始標(biāo)識(shí)私鑰dID= (aID，bID)，其中aID= (s， t)，bID = A，s、t 是選自于 Zp* 中的隨機(jī)值，A = aCg)tAx+s)；步驟2.生成當(dāng)前標(biāo)識(shí)私鑰用戶(hù)獲得初始標(biāo)識(shí)私鑰dID后，生成隨機(jī)值r，將初始標(biāo)識(shí)私鑰隨機(jī)化生成當(dāng)前標(biāo)識(shí)私鑰dID° = (aID°, bID°)，其中街=(s0, t0)，bID° = Ar, s0 = s, t0 = rt ；步驟3.設(shè)置用戶(hù)公私鑰設(shè)置用戶(hù)私鑰sk = (s，rt)，用戶(hù)公鑰pk = (pk0, Pk1)， 其中Pk0 = gls0, Pk1 = glt(l，這里選擇密碼學(xué)安全的單向函數(shù)owf (x) = g,；其中簽名及驗(yàn)證方法包括如下步驟
步驟1.生成臨時(shí)標(biāo)識(shí)私鑰簽名者選擇隨機(jī)值r'，對(duì)自己的私鑰dID°隨機(jī)化，生成臨時(shí)標(biāo)識(shí)私鑰 Clm1 = (Bid1, bj)，其中 Bid1 = (S1,、)，S1 = S0,ti = r' · t0, bj； = (bID°)r'；步驟2 生成簽名簽名者生成一個(gè)基于非交互知識(shí)證明的簽名SIG，比如按 Fiat-Shamir 變換生成的簽名，可參考 Schnorr 的"Efficient signature generation by smart cards" (Journal of Cryptology,4(3) :161-174,1991)SIG = {(s，r'，tO) eOV，w · pk0) = eQi^g，pk, ), gls = pk0，glt0 = pkj {m}，將bj，SIG作為簽名者對(duì)m的簽名；步驟3.驗(yàn)證簽名驗(yàn)證者使用簽名者的公鑰和標(biāo)識(shí)驗(yàn)證SIG的正確性，如果通過(guò)， 簽名驗(yàn)證通過(guò)；其中力口密及解密方法可按照Boneh禾口Frankliny在"Identity-Based Encryption from the Weil Pairing”中提出的方法，包括如下步驟:步驟1.加密者要對(duì)消息m進(jìn)行加密時(shí)，首先獲得解密者的公鑰pk = (Pktl, Pk1)。 加密者選擇τ;中的隨機(jī)值θ，計(jì)算r = Hl ( θ || m)，pairing-DH value = e (h^^, r · Pk1)，C1 = (w · pk0)r, C2 = pairing-DH value θ , C3 = m H2 ( θ )；其中HI、H2為相應(yīng)的密碼學(xué)安全的哈希函數(shù)。生成的密文為(C1, C2, C3)；步驟2.解密者利用自己的私鑰dID° = (s0, t0, AO)進(jìn)行解密，具體如下首先計(jì)算出θ = e(A0, C1) C2, m = C3 H2 ( θ );再計(jì)算 r = Hl ( θ || m)最后驗(yàn)證C1 = (w· PkciZ是否成立，如果成立則解密成功，否則解密失敗。以上所述，僅為本發(fā)明中的具體實(shí)施方式
，但本發(fā)明的保護(hù)范圍并不局限于此，任何熟悉該技術(shù)的人在本發(fā)明所揭露的技術(shù)范圍內(nèi)，可理解想到的變換或替換，都應(yīng)涵蓋在本發(fā)明的包含范圍之內(nèi)。因此，本發(fā)明的保護(hù)范圍應(yīng)該以權(quán)利要求書(shū)的保護(hù)范圍為準(zhǔn)。
權(quán)利要求
1.一種構(gòu)造無(wú)證書(shū)公鑰密碼系統(tǒng)的方法，包括系統(tǒng)建立方法及密鑰生成方法，其特征在于，所述系統(tǒng)建立方法具體包括如下步驟步驟1.密鑰中心選擇一個(gè)具有不可聯(lián)系性的可隨機(jī)化簽名方案；步驟2.密鑰中心根據(jù)所述可隨機(jī)化簽名方案選擇密鑰中心私鑰和密鑰中心公鑰；所述密鑰生成方法具體包括如下步驟步驟1.獲得初始標(biāo)識(shí)私鑰用戶(hù)提交自己的標(biāo)識(shí)和私鑰獲取請(qǐng)求給密鑰中心，密鑰中心對(duì)標(biāo)識(shí)進(jìn)行可隨機(jī)化簽名，所得簽名即為用戶(hù)的初始標(biāo)識(shí)私鑰dID ；所述初始標(biāo)識(shí)私鑰，其特征在于，可以分成兩個(gè)部分，分別記為和bID ； 步驟2.生成當(dāng)前標(biāo)識(shí)私鑰所述用戶(hù)獲得所述初始標(biāo)識(shí)私鑰后，將其隨機(jī)化生成用戶(hù)的當(dāng)前標(biāo)識(shí)私鑰dID° ；所述當(dāng)前標(biāo)識(shí)私鑰dID°，其特征在于，可以分成兩個(gè)部分，分別記為aID°和bID°，且街和 bID°分別由aID和bID隨機(jī)化生成；步驟3.設(shè)置用戶(hù)公私鑰用戶(hù)設(shè)置自己的用戶(hù)私鑰為所述當(dāng)前標(biāo)識(shí)私鑰的第一部分 aID°，設(shè)置自己的用戶(hù)公鑰為所述私鑰在一個(gè)密碼學(xué)安全的單向函數(shù)映射下的函數(shù)值；
2.一種如權(quán)利要求1所述的無(wú)證書(shū)公鑰密碼系統(tǒng)，其中的簽名和驗(yàn)證方法，其特征在于，具體包括如下步驟步驟1.生成臨時(shí)標(biāo)識(shí)私鑰簽名者對(duì)所述當(dāng)前標(biāo)識(shí)私鑰dID°隨機(jī)化，生成臨時(shí)標(biāo)識(shí)私鑰 Clm1 ；所述臨時(shí)標(biāo)識(shí)私鑰，其特征在于，可以分成兩個(gè)部分，分別記為aj和bj，且a:和bj 可以分別由和bID°隨機(jī)化生成；步驟2.生成簽名給定任何消息，所述簽名者基于所述臨時(shí)標(biāo)識(shí)私鑰Clm1,生成一個(gè)基于非交互零知識(shí)證明協(xié)議的知識(shí)簽名，將所述臨時(shí)標(biāo)識(shí)私鑰的第二部分bj和所述知識(shí)簽名作為所述簽名者對(duì)所述消息的簽名；步驟3.驗(yàn)證簽名驗(yàn)證者使用所述簽名者的標(biāo)識(shí)和所述用戶(hù)公鑰驗(yàn)證所述消息的所述簽名，如果通過(guò)，所述簽名驗(yàn)證通過(guò)。
3.—種如權(quán)利要求1所述的無(wú)證書(shū)公鑰密碼系統(tǒng)，其中的加密和解密方法，其特征在于，具體包括如下步驟步驟1.加密者要對(duì)明文加密時(shí)，首先獲得解密者的用戶(hù)公鑰，生成基于雙線性對(duì)的DH 隨機(jī)值，從所述DH隨機(jī)值導(dǎo)出密鑰，對(duì)所述明文進(jìn)行加密； 步驟2.所述解密者利用所述當(dāng)前標(biāo)識(shí)私鑰dID°進(jìn)行解密。
全文摘要
本發(fā)明為解決標(biāo)識(shí)密碼系統(tǒng)的私鑰托管問(wèn)題，提出一種構(gòu)造無(wú)證書(shū)公鑰密碼系統(tǒng)的方法，和其他類(lèi)似方法相比，本發(fā)明具有通用性，且根據(jù)所述構(gòu)造方法可以容易地得到安全性較高的簽名和加密方案。本發(fā)明包括系統(tǒng)建立方法、密鑰生成方法、簽名及驗(yàn)證方法和加密及解密方法。其中系統(tǒng)建立方法利用具有不可聯(lián)系性的可隨機(jī)化簽名；密鑰生成方法包括獲得初始標(biāo)識(shí)私鑰、生成當(dāng)前標(biāo)識(shí)私鑰、設(shè)置用戶(hù)公私鑰等步驟；簽名及驗(yàn)證方法包括生成臨時(shí)標(biāo)識(shí)私鑰、生成簽名、驗(yàn)證簽名等步驟；加密和解密方法包括獲取公鑰并加密，及利用相應(yīng)私鑰解密等步驟。
文檔編號(hào)H04L9/32GK102201920SQ20111019339
公開(kāi)日2011年9月28日 申請(qǐng)日期2011年7月12日 優(yōu)先權(quán)日2011年7月12日
發(fā)明者周蘇靜, 王勇剛 申請(qǐng)人:北京中興通數(shù)碼科技有限公司