在時間約束下基于位置的數(shù)字簽名方法
【專利摘要】本發(fā)明公開了一種在時間約束下基于位置的數(shù)字簽名方法，主要解決現(xiàn)有技術(shù)無法滿足動態(tài)條件下基于位置數(shù)字簽名的安全需求的問題。其技術(shù)方案是：地標(biāo)與簽名者使用位置信息生成基于位置的公私鑰對；簽名者使用基于位置的私鑰對消息簽名，地標(biāo)對基于位置的公鑰生成數(shù)字證書；驗證者解密數(shù)字證書使用基于位置的公鑰驗證簽名。本發(fā)明具有動態(tài)地將位置信息與數(shù)字簽名有效結(jié)合和能夠抵御敵手共謀攻擊的優(yōu)點，滿足在動態(tài)條件下基于位置數(shù)字簽名的安全需求，可用于網(wǎng)絡(luò)環(huán)境下基于位置的安全認(rèn)證操作。
【專利說明】
在時間約束下基于位置的數(shù)字簽名方法
技術(shù)領(lǐng)域
[0001]本發(fā)明屬于信息安全技術(shù)領(lǐng)域，具體涉及數(shù)字簽名方法，可用于動態(tài)環(huán)境下的保密通信中基于位置的認(rèn)證與簽名。
【背景技術(shù)】
[0002]隨著移動通信和移動定位技術(shù)的迅猛發(fā)展，基于位置的服務(wù)LBS也得到了廣泛應(yīng)用。“位置”這一屬性逐漸進(jìn)入人們的視野，并且變得越來越重要。在許多情況下，用戶的地理位置是有價值的，其位置在某種意義上也能標(biāo)識其身份。2009年Chandran等人在歐密會上提出了基于位置密碼學(xué)這一概念，與傳統(tǒng)密碼學(xué)不同，它將參與方的地理位置作為身份的憑據(jù)。在有界檢索模型BRM或有界存儲模型BSM模型下，出現(xiàn)了可證明安全的安全定位協(xié)議SP和基于位置的密鑰交換協(xié)議PbKE。安全定位協(xié)議本質(zhì)上是位置驗證協(xié)議，即驗證者能夠?qū)灻咚幍奈恢眠M(jìn)行驗證;而密鑰交換協(xié)議能夠在驗證者與處在期望位置的簽名者之間完成密鑰交換。基于位置密碼學(xué)中的安全定位協(xié)議SP和基于位置的密鑰交換協(xié)議PbKE能夠抵御敵手的共謀攻擊且滿足可證明安全?；谖恢妹艽a學(xué)提出后，Zhang等人在多通道模型MCM下提出了一種能抵御共謀攻擊的位置驗證協(xié)議。然而，基于位置密碼學(xué)目前主要涉及安全定位、基于位置密鑰交換等少數(shù)問題，對很多密碼學(xué)問題還缺少相關(guān)協(xié)議的支持。
[0003]在1976年數(shù)字簽名概念由Maitin Hellman和Whittled Diffie最先提出，目的是使參與方的簽名者對電子文件進(jìn)行簽名并且無法否認(rèn)，驗證者也無法篡改文件。數(shù)字簽名主要的功能是:發(fā)送者的身份認(rèn)證、保證信息傳輸?shù)耐暾?、防止交易中的抵賴發(fā)生。
[0004]傳統(tǒng)的數(shù)字簽名中發(fā)送方以其私鑰簽名數(shù)據(jù)，接收方用對應(yīng)的公鑰解密來驗證簽名的真實性。然而，在基于位置的數(shù)字簽名中，簽名不依賴于用戶的私鑰，而是用戶的位置。位于某一點的用戶以其位置為憑證對數(shù)據(jù)進(jìn)行簽名，而不在這一點的用戶卻無法偽造簽名。由此可知，基于位置數(shù)字簽名方案的核心問題如下:
[0005]I)由于位置信息是基于位置數(shù)字簽名方案的憑證，因此如何確保簽名者位置的合法性，是設(shè)計簽名方案的基礎(chǔ)。
[0006]2)由于移動設(shè)備具有高度的動態(tài)性，如何動態(tài)地將位置信息與數(shù)字簽名進(jìn)行有效結(jié)合，實時更新設(shè)備位置信息與密鑰綁定狀態(tài)，是設(shè)計簽名方案的關(guān)鍵。
[0007]3)由于數(shù)字簽名具有鑒權(quán)性、消息的完整性及不可抵賴性，如何在存在敵手共謀攻擊的環(huán)境中保證簽名的不可偽造性，是設(shè)計簽名方案的保障。
[0008]對于基于位置的數(shù)字簽名，2014年WICON的會議論文集中《Posit1ning-Protocol-Based Digital Signature》一文提出了一種結(jié)合安全定位協(xié)議和數(shù)字簽名的設(shè)計方案，其中在密鑰生成階段，驗證者與證明者通過安全定位協(xié)議進(jìn)行交互，位置驗證通過后，驗證者與證明者通過安全的私有通道共享密鑰。這種方法需要驗證者與簽名者之間使用預(yù)共享的安全通道，在大規(guī)模的應(yīng)用環(huán)境下，建立和維護(hù)該安全通道開銷較大，增加通信代價，降低效率。并且由于移動設(shè)備的移動特性，此協(xié)議無法滿足動態(tài)條件下基于位置數(shù)字簽名的安全需求。

【發(fā)明內(nèi)容】

[0009]本發(fā)明的目的在于針對上述現(xiàn)有技術(shù)的不足，設(shè)計出一種在時間約束下基于位置的數(shù)字簽名方法，以避免驗證者與簽名者事先預(yù)共享安全通道，降低通信代價，提高通信效率，其滿足在動態(tài)條件下的安全需求和抵御敵手的共謀攻擊。
[0010]為實現(xiàn)上述目的，本發(fā)明的技術(shù)方案如下:
[0011](I)利用簽名者位置信息生成公私鑰對:
[0012]Ia)設(shè)簽名者S所在位置P點周圍有四個地標(biāo)，即第一地標(biāo)U、第二地標(biāo)1^2、第三地標(biāo)L3和第四地標(biāo)L4，且簽名者的位置P封閉在由L1，L2，L3，L4這4個地標(biāo)圍成的四面體中，T時刻簽名者S與四個地標(biāo)通過基于位置密鑰交換協(xié)議得到第六密鑰K6;
[0013]Ib)位于位置P點的簽名者S將第六密鑰K6作為輸入，利用偽隨機(jī)函數(shù)PRF隨機(jī)產(chǎn)生txl比特長度的第一字符串1%(^的=?1^(1(6)，并將第一字符作為P點的私鑰SK=(S1，S2,...,Sc,...，St)，其中，Sc為長度為I比特的私鑰子字符串；KcSt;
[0014]Ic)第一地標(biāo)Li計算P點公鑰pK=(vi，V2,...,vc,...，vt)，其中Vc為長度為I比特的公鑰子字符串，vi = f(si)，V2 = f(S2)，......,Vc = f (Si)，f為單向函數(shù);
[0015]Id)第一地標(biāo)LjP簽名者S將公鑰pK和私鑰sK作為P點位置的公私鑰對；
[0016](2)簽名者S使用私鑰sK對消息進(jìn)行簽名:
[0017]2a)消息m經(jīng)過P點時，簽名者S將消息m變成固定長度的第二字符串:h = Hash(m)，其中Hash為單向哈希函數(shù)；
[0018]2b)將第二字符串h均分為長度相同的k個子字符串1η，1ι2，...，hj，...，hk，并將每個子字符串hj轉(zhuǎn)換為整數(shù)值aj，其中I f j f k;
[0019]2c)簽名者S從私鑰sK= (S1，S2，...,Sc,...，St)中選擇下標(biāo)值等于整數(shù)值a」的私鑰子字符串8^，構(gòu)成1^個元素的集合0=(?1，?2，...,Saj,...，Sak)，并將集合σ作為位于P點的簽名者S在T時刻對消息m的簽名；
[0020]2d)簽名者S將簽名σ附在消息之后，立即將(m，σ)發(fā)送給第一地標(biāo)1^，第一地標(biāo)1^驗證接收到簽名(m，σ)的時間T ’是否滿足時間約束條件:T’ = T+PLi/v，:若接收時間滿足約束條件，則第一地標(biāo)L1用自己的私鑰skL對P點公鑰pK、p點的位置信息、P點的簽名時亥IjT進(jìn)行簽名，生成數(shù)字證書CertL(pK，p，T)并廣播;若不符合，則簽名者S的簽名無效，其中T為簽名者S的簽名時刻，PL1為位置P與第一地標(biāo)L1之間的距離，V’為消息的傳播速度；
[0021 ] (3)驗證者V驗證簽名的正確性:
[0022]3a)驗證者V搜索網(wǎng)絡(luò)中是否存在數(shù)字證書CertL(pK，p，T)，若不存在，則說明地標(biāo)拒絕此簽名，簽名無效;若存在，則驗證者使用第一地標(biāo)L1的公鑰解密數(shù)字證書CertL(pK，P，T)，得到P點公鑰pK;
[0023]3b)驗證者V得到P點公鑰pK后，將消息m變成固定長度的第二字符串h = Hash(m)，Hash為單向哈希函數(shù)；
[0024]3c)將第二字符串h均分為長度相同的k個子字符串1η，1ι2，...，hj，...，hk，并將每個hj轉(zhuǎn)換為整數(shù)值aj，其中I < j Sk;
[0025]3d)從P點公鑰pK=(vi，V2,...,Vc,...，vt)中選擇下標(biāo)值等于整數(shù)值aj的公鑰子字符串 Vaj，構(gòu)成 k 個元素的集合 M= (Val，Va2,...,Vaj,...,Vak)；
[0026]3e)驗證者V驗證消息m的簽名o = (Sal，Sa2，...，saj，...，sak)是否正確:若等式f(Sal)=Val,f(Sa2)=Va2,...,f(Saj)=Vaj,...，f ( Sak ) = Vak 全部成立，則說明驗證成功，簽名O為正確的簽名，若不全部成立則驗證失敗，則簽名σ不是正確的簽名。
[0027]本發(fā)明具有如下優(yōu)點:
[0028](I)本發(fā)明由于使用安全定位技術(shù)，將位置信息作為唯一憑證對消息進(jìn)行簽名，確保了簽名者位置的合法性。
[0029](2)本發(fā)明由于設(shè)置了嚴(yán)格約束時間條件，動態(tài)地將位置信息與數(shù)字簽名進(jìn)行有效結(jié)合，能夠?qū)崟r更新設(shè)備位置信息與密鑰綁定狀態(tài)，即在動態(tài)條件下滿足基于位置數(shù)字簽名的安全需求。
[0030](3)本發(fā)明由于根據(jù)有界存儲模型設(shè)計出數(shù)字簽名協(xié)議，可在存在敵手共謀攻擊的環(huán)境中保證簽名的不可偽造性，即能夠抵御敵手共謀攻擊且滿足可證明安全。
【附圖說明】
[0031 ]圖1是本發(fā)明的實現(xiàn)總流程圖；
[0032]圖2是本發(fā)明中的密鑰生成子流程圖；
[0033]圖3是本發(fā)明中的簽名者與地標(biāo)協(xié)商第六密鑰K6示意圖；
[0034]圖4是本發(fā)明中的消息簽名子流程圖；
[0035]圖5是本發(fā)明中的簽名驗證子流程圖。
【具體實施方式】
[0036]下面結(jié)合附圖，對本發(fā)明作進(jìn)一步詳細(xì)的描述。
[0037]參照圖1，本發(fā)明的實現(xiàn)包括密鑰生成、消息簽名和簽名驗證三大步驟，其詳細(xì)描述如下:
[0038]一.密鑰生成
[0039]參照圖2，該部分的具體實現(xiàn)如下:
[0040]步驟1、簽名者與地標(biāo)協(xié)商密鑰。
[0041]Ia)簽名者S所在位置P點周圍設(shè)有四個地標(biāo)，即第一地標(biāo)U、第二地標(biāo)1^2、第三地標(biāo)L3和第四地標(biāo)L4，如圖3所示；
[0042]Ib)簽名者S與第一地標(biāo)L1協(xié)商第六密鑰K6，協(xié)商過程如下:
[0043]Ibl)第一地標(biāo)1^選擇隨機(jī)的信息串Xr—{0，1}η和密鑰Kj—{0，l}m，其中I彡r彡5，η為信息串的長度，I < j < 6，m為密鑰的長度，地標(biāo)L1的第一密鑰K1是隨機(jī)密鑰，地標(biāo)L1的第j個密鑰Kj由隨機(jī)信息串Xr和地標(biāo)L1的密鑰K^1通過偽隨機(jī)生成器PRG生成，即地標(biāo)1^的第二密鑰K2 = PRG (X1，K1)，地標(biāo)L1的第三密鑰K3 = PRG (X2，K2)，地標(biāo)L1的第四密鑰K4 = PRG (X3，K3)，地標(biāo)11的第五密鑰1(5 = ?1^(乂4，1(4)，地標(biāo)1^的第六密鑰1(6 = ?1^05，1(5)，乂1為第一隨機(jī)信息串，X2為第二隨機(jī)信息串，X3為第三隨機(jī)信息串，X4為第四隨機(jī)信息串，X5為第五隨機(jī)信息串;
[0044]lb2)通過私有通道在各地標(biāo)之間共享信息串Xr和密鑰Kj;
[0045]Ic)第一地標(biāo)!^在”-^)時刻廣播地標(biāo)L1的第一密鑰K1和第四隨機(jī)信息串X4，第二地標(biāo)1^在(1^2)時刻廣播第一隨機(jī)信息串X1和第五隨機(jī)信息串X5，第三地標(biāo)L3在(T_t3)時刻廣播第二隨機(jī)信息串χ2，第四地標(biāo)L4在(T-t4)時刻廣播第三隨機(jī)信息串χ3，其中^為消息從第i個地標(biāo)Ldlj達(dá)位置P所需要的時間，T為位于位置P的簽名者S同時接收到所有地標(biāo)發(fā)送的消息的時刻；
[0046]Id)位于位置P的簽名者S接收到消息，使用第一地標(biāo)1^的第一密鑰K1、第一隨機(jī)信息串X1和偽隨機(jī)生成器生成簽名者S的第二密鑰K2’，即K^=PRGU1, K1),使用簽名者S的第二密鑰K2’，第二隨機(jī)信息串X2和偽隨機(jī)生成器生成簽名者S的第三密鑰K3’，即K3’ =PRG(X2，K2’)，使用簽名者S的第三密鑰K3’，第三隨機(jī)信息串X3和偽隨機(jī)生成器生成簽名者S的第三密鑰1(4’，即1(4’=?1^(乂3，1(3’)，利用簽名者3的第四密鑰1(4’和第四隨機(jī)信息串乂4和偽隨機(jī)生成器生成簽名者3的第五密鑰1(5’，即1(5’=?1^%，1(4)，使用簽名者3的第五密鑰1(5’和第五隨機(jī)信息串X5生成簽名者S的第六密鑰K6’，SPK6’ =PRG(Χ5，Κ5’)，
[0047]由于計算簽名者S的第六密鑰K6’的方法與計算第一地標(biāo)1^的第六密鑰K6的方法相同，所以此時簽名者S計算得到的簽名者S的第六密鑰K6’與第一地標(biāo)L1的第六密鑰K6相同。
[0048]步驟2、生成私鑰。
[0049]簽名者S使用簽名者S的第六密鑰Κ6’和偽隨機(jī)函數(shù)PRF生成長度為tX I比特的簽名者S的第一字符串k_secret’，即1<_86(^61:’ =PRF(K6’)；
[0050]將簽名者S的第一字符串Isecret’均分成t個長度為I的子字符串，作為位置P點的私鑰81(=(81，82，...,Sc,...，St)，其中S。為長度為I的第C個私鑰子字符串，Kc彡t。
[0051 ]步驟3、生成公鑰。
[0052]第一地標(biāo)Li使用位置P點的私鑰SK=(S1，S2,...,Sc,...,St)和單向函數(shù)f計算位置P點的公鑰pK=(Vl，V2,...,Vc,...，Vt)，其中V。為長度為I比特的第C個公鑰子字符串，Vl = f
[51]，V2= f(S2)，......,Vi = f (Sc) ,
[0053]此時位于位置P點的簽名者S和第一地標(biāo)L1生成了位置P點的私鑰sK和位置P點的公鑰pK。
[0054]二.消息簽名
[0055]參照圖4，該部分的具體實現(xiàn)如下:
[0056]步驟4、使用私鑰生成消息的簽名。
[0057 ] 4a)當(dāng)消息m經(jīng)過位置P點時，簽名者S使用單向哈希函數(shù)Hash將消息m變成固定長度的第二字符串h JPh = Hash(Hi);
[0058]4b)簽名者S將第二字符串h均分成k個長度相同的子字符串IuJ2，...，hj，...，hk，并將每個子字符串h轉(zhuǎn)換為整數(shù)值^，其中I < j < k;
[0059]4c)簽名者S從私鑰sK= (S1，S2，...,Sc,...，St)中選擇下標(biāo)值等于整數(shù)值a」的私鑰字符串saj，構(gòu)成k個元素的集合0=(sal，sa2,...,Saj,...，sak)，并將集合O作為位于位置P點的簽名者S在T時刻對消息m的簽名，并將簽名附在消息m后，發(fā)送給第一地標(biāo)U。
[0060]步驟5、第一地標(biāo)1^生成數(shù)字證書。
[0061]第一地標(biāo)1^接收到簽名消息(m，o)后，驗證接收到簽名消息(m，o)的時間T’是否滿足時間約束條件:T’=T-PL1ZV，其中T為簽名者S的簽名時刻，PL1為位置P與第一地標(biāo)1^之間的距離，V’為消息的傳播速度:
[0062]若接收時間滿足約束條件，則第一地標(biāo)L1用自己的私鑰skL對P點公鑰ρΚ、ρ點的位置信息、P點的簽名時刻T進(jìn)行簽名，生成數(shù)字證書Cer tL (pK，P，T)并廣播；
[0063]若不符合，則簽名者S的簽名無效。
[0064]三.簽名驗證
[0065]參照圖5，該部分的具體實現(xiàn)如下:
[0066]步驟6、搜索并解密數(shù)字證書。
[0067]驗證者V驗證消息m的簽名時，先搜索網(wǎng)絡(luò)中是否存在數(shù)字證書CertL(pK，P，T)，
[0068]若存在，則驗證者V使用第一地標(biāo)L1的公鑰解密數(shù)字證書CertL(pK，p，T)，得到位置P點的公鑰pK;
[0069]若不存在，驗證者V拒絕此簽名。
[0070]步驟7、驗證簽名。
[0071]7a)驗證者V得到位置P點的公鑰pK后，使用單向哈希函數(shù)和消息m生成第二字符串h，即h = Hash(m)；
[0072]7b)驗證者V將第二字符串h均分成k個長度相同的子字符串h^hs，...,hj,...，hk，并將每個子字符串h轉(zhuǎn)換為整數(shù)值^，其中I < j < k;
[0073]7c)驗證者V從位置P點的公鑰pK=(V1，V2，...,vc,...，vt)中選擇下標(biāo)值等于整數(shù)值aj的隨機(jī)字符串Vaj，構(gòu)成k個元素的集合M=(Val，Va2,...,Vaj,...，Vak);
[0074]7d)驗證者V使用單向函數(shù)f和集合M對消息m的簽名o = (Sai，sa2,...，saj,...,sak)進(jìn)行驗證，即驗證等式:1^(8￡11)=￥￡11，；1^(8￡12)=￥32，..., f ( Saj ) = Vaj ,...，f ( Sak) = Vak是否全部成立:
[0075]若等式全部成立，則簽名O為T時刻簽名者S在位置P點對消息m的簽名；
[0076]若等式不全部成立，則簽名σ不正確，驗證者V拒絕此簽名。
[0077]以上描述僅是本發(fā)明的一個具體實例，顯然對于本領(lǐng)域的專業(yè)人員來說，在了解了本
【發(fā)明內(nèi)容】
和原理后，都可能在不背離本發(fā)明原理、結(jié)構(gòu)的情況下，進(jìn)行形式和細(xì)節(jié)上的各種修正和改變，但是這些基于本發(fā)明思想的修正和改變?nèi)栽诒景l(fā)明的權(quán)利要求保護(hù)范圍之內(nèi)。
【主權(quán)項】
1.一種在時間約束下基于位置的數(shù)字簽名方法，包括: (1)利用簽名者位置信息生成公私鑰對: Ia)設(shè)簽名者S所在位置P點周圍有四個地標(biāo)，即第一地標(biāo)U、第二地標(biāo)1^2、第三地標(biāo)L3和第四地標(biāo)L4，且簽名者的位置P封閉在由L1，L2，L3，L4這4個地標(biāo)圍成的四面體中，T時刻簽名者S與四個地標(biāo)通過基于位置密鑰交換協(xié)議得到第六密鑰K6; Ib)位于P點的簽名者S和第一地標(biāo)L1將第六密鑰K6作為輸入，利用偽隨機(jī)函數(shù)PRF隨機(jī)產(chǎn)生tXl比特長度的第一字符串1%(^的=?1^(1(6)，并將第一字符作為P點的私鑰81(=(81，82，...,Si,...，St)，其中，Si為長度為I比特的私鑰子字符串，KiSt; Ic)第一地標(biāo)Li計算P點公鑰pK=(Vl，V2,...,Vc,...，Vt)，其中V。為長度為I比特的公鑰子字符串，Vl = f(Sl)，V2 = f(S2)，......,Vc = f (Si)，f 為單向函數(shù); Id)第一地標(biāo)LdP簽名者S將公鑰PK和私鑰SK作為P點位置的公私鑰對； (2)簽名者S使用私鑰SK對消息進(jìn)行簽名: 2a)消息m經(jīng)過P點時，簽名者S將消息m變成固定長度的第二字符串:h = Hash(m)，其中Hash為單向哈希函數(shù)； 2b)將第二字符串h均分為長度相同的k個子字符串Iuj2，...，hj，...，hk，并將每個子字符串hj轉(zhuǎn)換為整數(shù)值aj，其中I f j f k; 2c)簽名者S從私鑰sK= (S1，S2，...,Sc,...，st)中選擇下標(biāo)值等于整數(shù)值W的私鑰子字符串8^，構(gòu)成1^個元素的集合0=(&1，?2，...,Saj,...，sak)，并將集合σ作為位于P點的簽名者S在T時刻對消息m的簽名； 2d)簽名者S將簽名σ附在消息之后，立即將(m，o)發(fā)送給第一地標(biāo)1^，第一地標(biāo)L1驗證接收到簽名(πι，σ)的時間T’是否滿足時間約束條件:T’=T+PU/V’:若接收時間滿足約束條件，則第一地標(biāo)L1用自己的私鑰skL對P點公鑰pK、p點的位置信息、P點的簽名時刻T進(jìn)行簽名，生成數(shù)字證書CertL(pK，p，T)并廣播;若不符合，則簽名者S的簽名無效，其中T為簽名者S的簽名時刻，PL1為位置P與第一地標(biāo)L1之間的距離，V’為消息的傳播速度； (3)驗證者V驗證簽名的正確性: 3a)驗證者V搜索網(wǎng)絡(luò)中是否存在數(shù)字證書CertL(pK，p，T)，若不存在，則說明地標(biāo)拒絕此簽名，簽名無效;若存在，則驗證者V使用第一地標(biāo)L1的公鑰解密數(shù)字證書CertL(pK，p，T)，得到P點公鑰pK; 3b)驗證者V得到p點公鑰pK后，將消息m變成固定長度的第二字符串h = Hash(m)，Hash為單向哈希函數(shù)； 3c)將第二字符串h均分為長度相同的k個子字符串hib，...，hj，...，hk，并將每個hj轉(zhuǎn)換為整數(shù)值aj，其中KjSk; 3d)從P點公鑰pK=(vi，V2,...,Vc,...，vt)中選擇下標(biāo)值等于整數(shù)值aj的公鑰子字符串丫小構(gòu)成1^個元素的集合1=(>31，￥32，..., Vaj ,...,Vak)； 3e)驗證者V驗證消息m的簽名O= (Sal，Sa2，..., Saj ,...，Sak)是否正確:若等式f ( Sal )=Val,f(Sa2)=Va2,...,f(Saj) =Vaj,...，f ( Sak ) = Vak 全部成立，貝 >J說明驗證成功，簽名 O為正確的簽名，若不全部成立則驗證失敗，則簽名O不是正確的簽名。2.根據(jù)權(quán)利要求1所述的在時間約束下基于位置的數(shù)字簽名方法，其中步驟Ia)中通過基于位置密鑰交換協(xié)議得到第六密鑰K6，其步驟如下: 1)第一地標(biāo)L1選擇隨機(jī)的信息串Xr—{O，1}η和密鑰Kj—{O，l}m，并通過私有通道在各地標(biāo)之間共享信息串Xr和密鑰Kj，其中: l<r<5，n為信息串的長度，為密鑰的長度， 密鑰Kj由隨機(jī)信息串Xr和密鑰Kh通過偽隨機(jī)生成器PRG生成，即K2 = PRGU1, K1), K3 =PRG(X2jK2),K4 = PRG(X3jK3),K5 = PRG(X4jK4) ,K6 = PRG(X5jK5), 私有通道，只用于特定的實體之間通信，且傳遞的消息不能被其他實體所截獲； 2)設(shè)時間為消息從第i個地標(biāo)L1到達(dá)位置P所需要的時間，令第一地標(biāo)L^(T-U)時刻廣播第一密鑰K1和第四隨機(jī)信息串X4，第二地標(biāo)L^(T-t2)時刻廣播第一隨機(jī)信息串X1和第五隨機(jī)信息串X5，第三地標(biāo)L3在(T-t3)時刻廣播第二隨機(jī)信息串X2，第四地標(biāo)L4在(T-t4)時刻廣播第三隨機(jī)信息串X3; 3)位于P點的簽名者S在T時刻同時收到所有地標(biāo)發(fā)送的消息，并使用偽隨機(jī)生成器計算第六密鑰K6，I Si <4。
【文檔編號】H04L9/32GK105939198SQ201610474185
【公開日】2016年9月14日
【申請日】2016年6月24日
【發(fā)明人】闕夢菲, 張俊偉, 馬建峰, 姬雅嫻, 李晨, 杜方瓊, 杜思軍
【申請人】西安電子科技大學(xué)