CN1099780C - 一种密钥传递及数字签名的方法 - Google Patents

Abstract

本发明涉及一种密钥传递和数字签名的方法，属密码技术领域。该方法首先选择一个函数f，然后为通信双方各制造一个黑箱，设发送方的黑箱号为Ka，接收方的黑箱号为Kb，黑箱内还固化一个数据S，发送方A任意选择数据R，向自己的黑箱输入数据R和接收方的黑箱号Kb，黑箱计算并输出Y，Y即为需要传递的密钥。数字签名的方法是A在自己的黑箱上输入数据R和自己的黑箱号，黑箱输出Y，Y即为A对数据R的签名结果。本发明设计的密钥传递及数字签名的方法，通过构造一种新的密码体系实现密钥传递和数字签名，密码体制结构简单、运算量小、密钥短，便于硬件实现。

Description

一种密钥传递及数字签名的方法

技术领域

本发明涉及一种密钥传递及数字签名的方法，属密码技术领域。

背景技术

数据通讯中，往往需要满足以下的安全要求：①除了发送方和接收方之外，使其他人无法知悉通讯内容；②通讯的内容不易被篡改；③接收方能够确知发送方不是假冒的，发送方不能否认自己发送的内容。这就是目前密码学中通常所说的密钥传递和数字签名。

发送方要发送的原文称为明文，将明文加密后就变成密文。发送方发送密文，第三者只能看见密文，就无法获得通讯内容。接收方收到密文后，需要密钥才能还原出明文。密钥传递就是指接收方获得密钥的方法，这种方法必须可靠的保证只有接收方才能得到密钥，第三者无法得到密钥。为了使接收方觉得可信，发送方发送的内容中还应该包含自己对明文的数字签名。这个签名首先要保证接收方能够验证其真伪，同时必须保证只有发送方才能生成这个签名，其他人(包括接收方在内)都不能伪造签名。接收方通过验证数字签名，就可以确定发送方的身份，也可以确定通讯内容是否被中间篡改过。同时依据签名，使得发送方无法抵赖。

目前已有的密码体系中，RSA体制是一个成熟的公开密钥密码体制，它的安全性基于数论中的Euler定理和计算复杂性理论中的下述论断：求两个大素数的乘积是容易计算的，但要分解两个大素数的乘积，求出它们的素因子则是非常困难的。利用RSA体制可以解决通讯中的密钥传递问题和数字签名问题，但是这个体制的运算量比较大、密钥比较长，加密、解密速度慢，对实现该方法的硬件要求高，因此在实际应用中有一定的局限性。

发明内容

本发明的目的是提出一种密钥传递及数字签名的方法，通过构造一种新的密码体制实现密钥传递和数字签名，同时这种体制既不需要很大的运算量，也不需要很长的密钥。

本发明提出的密钥传递的方法，包括以下各步骤：

(1).选择一个函数f

函数y＝f(a，b，c，d)是一个公开的单向散列函数，它满足：如果定义全集

Id＝{(y，a，b，c)|y＝f(a，b，c，d)，a∈Z，b∈Z，c∈Z}

那么在d未知，已知f，且已知Id的任意一个子集Qd时，d是难以求解的，且Qd的补集中的任意一个元素也是难以求解的；

(2).为通信双方各制造一个黑箱，每个黑箱固化有相应的编号K，各黑箱的K值不同，黑箱内还固化一个数据S，各黑箱S相同；

黑箱利用上述第一步的函数f实现二项功能：

功能1：向黑箱输入R、Ki，黑箱根据上述函数，计算出Y＝f(R，Ki，K，S)；

功能2：向黑箱输入R、Ki，黑箱根据上述第一步的函数，计算出Y＝f(R，K，Ki，S)；

上列算式中R为信息传递的发起方确定的一个任意数，K为固化在黑箱内的本黑箱编号，Ki为输入黑箱的编号；

(3).密钥传递

设发送方的黑箱号为Ka，接收方的黑箱号为Kb，发送方A任意选择一个数据R，然后调用上述第2步中黑箱的功能1，向自己的黑箱输入数据R和接收方的黑箱号Kb，亦即上述功能1的的Ki，黑箱输出Y＝f(R，Kb，Ka，S)，Y即为需要传递的密钥；然后A向B发送数据R，接收方B在自己的黑箱上调用功能2，输入R和发送方的黑箱号Ka，亦即上述功能2中的Ki，黑箱输出Y＝f(R，Kb，Ka，S)，接收方B得到与发送方A相同的密钥Y，此时密钥Y传递结束。

本发明提出的数字签名的方法，包括以下各步骤：

(1).选择一个函数f

函数y＝f(a，b，c，d)是一个公开的单向散列函数，它满足：如果定义全集

        Id＝{(y，a，b，c)| y＝f(a，b，c，d)，a∈Z，b∈Z，c∈Z}那么在d未知，已知f，且已知Id的任意一个子集Qd时，d是难以求解的，且Qd的补集中的任意一个元素也是难以求解的；

(2).为通信双方各制造一个黑箱，黑箱固化有相应的编号K，各黑箱的K值不同，黑箱内还固化一个数据S，各黑箱S值相同，

黑箱利用上述第一步函数f完成二项功能：

功能1：向黑箱输入R、Ki，黑箱根据上述函数，计算出Y＝f(R，Ki，K，S)；

功能2：向黑箱输入R、Ki、Y，即功能1的计算结果，黑箱计算出G＝f(R，Ki，Ki，S)，将G与Y作比较，如果相同，则输出1，否则输出0；

(3)、数字签名及验证

设发送方的黑箱号为Ka，接收方的黑箱号为Kb，设定需要签名的数据为R，A在自己的黑箱上调用功能1，向黑箱输入数据R和自己的黑箱号Ka，Ka即为上述功能1中的Ki，黑箱输出Y＝f(R，Ka，Ka，S)，Y即为A对数据R的签名结果，签名结束；

A将R及Y同时发送给B，B接收到R和Y后，在自己的黑箱上，调用功能2，并输入从A方得到的R、Y及发送方的黑箱号Ka，黑箱计算出G＝f(R，Ka，Ka，S)，将G与Y作比较，如果两者一致则黑箱输出1，否则输出0，输出1则为真，反之则为伪造签名，此时签名验证结束。

本发明设计的密钥传递及数字签名的方法，密码体制结构简单、运算量小、密钥短，便于硬件实现。

具体实施方式

下面详细介绍本发明的内容。

首先选择一个函数f，例如MD5变换或者SHA-1变换。

函数y＝f(a，b，c，d)是一个公开的单向散列函数，它满足：如果定义全集Id＝{(y，a，b，c)|y＝f(a，b，c，d)，a∈Z，b∈Z，c∈Z}那么在d未知，已知f，且已知Id的任意一个子集Qd时，d是难以求解的，且Qd的补集中的任意一个元素也是难以求解的。

上述函数的特点，就是在d未知时，无论已知多少组数据y、a、b、c，并且每组数据都满足等式y＝f(a，b，c，d)，但在未知的y、a、b、c中，已知其中的任意三个数部无法求解第四个数。密钥传递和数字签名就是利用函数的这个特点实现的。具备这个特点的函数并不唯一，而且实现起来运算量也很小。参数d就是这个体制中的密码，基于函数f的特点，d的长度要求很低，只要能够抵御穷举搜索就可以。这个体制中的其他参数也是这样的要求。

然后为通信双方各制造一个黑箱，黑箱有相应的编号K，黑箱内固化一个数据S，黑箱、K值和S值有如下特性：

①K为黑箱编号，各个黑箱的编号不同，K固化在黑箱内，是不可改的。每个人都知道自己的和对方的黑箱编号。黑箱内还固化了一个数据S，所有黑箱的S是相同的，但所有人都不知道S的值。

②黑箱利用上述选择的函数f实现几个功能，在下面的功能说明中，K是黑箱自己的编号；Ki是输入给黑箱的编号，Ki是自己的编号或对方黑箱的编号。

黑箱完成下列几项功能：

功能1：向黑箱输入R、Ki，黑箱根据上述第一步函数，计算出Y＝f(R，Ki，K，S)；

功能2：向黑箱输入R、Ki，黑箱根据上述第一步的函数，计算出Y＝f(R，K，Ki，S)；

功能3：向黑箱输入R、Ki、Y，如果黑箱计算出G＝f(R，Ki，Ki，S)，然后将G与Y作比较，如果两者一致则黑箱输出1，否则输出0。

上列算式中R为信息传递的发起方确定的一个任意数，Ki为黑箱的编号。

注意：功能1、2中Ki、K在函数f入口数据中的位置不同；功能3只输出比较结果，不输出f(R，Ki，Ki，S)的运算结果。

在实际应用中，黑箱就是一个经过加密处理的硬件。硬件能够可靠保密数据S，而且硬件内部的处理过程是不可见、不可跟踪的。各个黑箱除了K值不同(且肯定不同)之外，其他都完全相同。

通讯双方利用自己的黑箱就可以实现密钥传递和数字签名。假设发送方为A，持有黑箱的编号为Ka；接收方为B，持有黑箱的编号为Kb；第三者为C，持有黑箱的编号为Kc。A、B为正常的通讯者，第三者是任意一个攻击者，试图入侵A、B之间的通讯。

密钥传递的过程如下：

首先发送方A任意选择一个数据R，然后调用上述黑箱的功能1，向黑箱输入数据R和接收方的黑箱号Kb，黑箱输出Y＝f(R，Kb，Ka，S)，Y即为需要传递的密钥。然后A向B发送数据R，接收方B用自己的黑箱号Kb及从A方得到的数据R，在自己的黑箱上调用功能2，输入R和发送方的黑箱号Ka，黑箱输出Y＝f(R，Kb，Ka，S)。接收方B得到与发送方A相同的密钥Y，此时密钥Y传递结束。

第三者C可以截获A发送给B的数据R，但是无法得到密钥Y。因为C虽然知道A、B是如何使用自己黑箱的，即C知道方程：

                   Y＝f(R，Kb，Ka，S)但是由于C无法知道A、B黑箱的S值，该S值连A、B自己都不知道，C也无法只通过截获到的A发送给B的R值，求出Y，亦即得到密钥。

假设，C持有黑箱Kc，且黑箱C的S值与A、B黑箱的S值相同，此时由于C的黑箱号Kc与Ka、Kb都不同，同时黑箱C的功能1、2中都使用了Kc，功能3中只输出比较结果，因此，C也无法利用自己的黑箱得到Y。

所以，利用黑箱的功能1、2就能够实现密钥传递。

数字签名及验证的过程如下：

首先发送方A设定需要签名的数据为R，A在自己的黑箱上调用功能1，向黑箱输入数据R和自己的黑箱号Ka，黑箱输出Y＝f(R，Ka，Ka，S)。Y即为A对数据R的签名结果，A将R及Y同时发送给B；B接收到R后，在自己的黑箱上，调用功能3，输入从A方得到的R、Y及发送方的黑箱号Ka，黑箱内部计算G＝f(R，Ka，Ka，S)，比较G与Y，如果一致则黑箱输出1，否则输出0，输出1则为真，反之则为伪造签名，此时签名结束。

根据上述签名方法，第三者C也可以利用自己的黑箱功能3来验证这个签名的真伪，这里，A对R的签名结果为Y，B和C都只能利用自己的黑箱验证Y，不能生成Y。签名和验证的方法都是公开的，即B、C都知道方程：

                     Y＝f(R，Ka，Ka，S)但是由于B、C都无法知道S，也就无法由R求出Y(见函数f的说明)。

另外，黑箱Kb功能1、2中强制使用了Kb，黑箱Kc功能1、2中强制使用了Kc，而两个黑箱的功能3都只输出一个比较结果，因此，B和C也无法利用自己的黑箱伪造签名。

所以，利用黑箱的功能1、3能够实现数字签名。

Claims (2)

1、一种密钥传递的方法，其特征在于，该方法包括以下各步骤：

(1).选择一个函数f

函数y＝f(a，b，c，d)是一个公开的单向散列函数，它满足：如果定义全集

Id＝{(y，a，b，c)|y＝f(a，b，c，d)，a∈Z，b∈Z，c∈Z}

那么在d未知，已知f，且已知Id的任意一个子集Qd时，d是难以求解的，且Qd的补集中的任意一个元素也是难以求解的：

(2).为通信双方各制造一个黑箱，每个黑箱固化有相应的编号K，各黑箱的K值不同，黑箱内还固化一个数据S，各黑箱S不同，

黑箱利用上述第一步的函数f实现二项功能：

功能1：向黑箱输入R、Ki，黑箱根据上述第一步函数，计算出Y＝f(R，Ki，K，S)：

功能2：向黑箱输入R、Ki，黑箱根据上述第一步的函数，计算出Y＝f(R，K，Ki，S)；

上列算式中R为信息传递的发起方确定的一个任意数，K为固化在黑箱内的数，Ki为输入黑箱的编号；

(3).密钥传递

设发送方A的黑箱号为Ka，接收方B的黑箱号为Kb，发送方A任意选择一个数据R，然后调用上述第2步中黑箱的功能1，向黑箱输入数据R和接收方的黑箱号Kb，即上述功能1的Ki，黑箱输出Y＝f(R，Kb，Ka，S)，Y即为需要传递的密钥，然后A向B发送数据R，接收方B在自己的黑箱上调用功能2，输入R和发送方的黑箱号Ka，即上述功能2中的Ki，黑箱输出Y＝f(R，Kb，Ka，S)。接收方B得到与发送方A相同的密钥Y，此时密钥Y传递结束。

2、一种数字签名的方法，其特征在于，该方法包括以下各步骤：

(1).选择一个函数f

函数y＝f(a，b，c，d)是一个公开的单向散列函数，它满足：如果定义全集

          Id＝{(y，a，b，c)|y＝f(a，b，c，d)，a∈Z，b∈Z，c∈Z}那么在d未知，已知f，且已知Id的任意一个子集Qd时，d是难以求解的，且Qd的补集中的任意一个元素也是难以求解的；

(2).为通信双方各制造一个黑箱，黑箱周化有相应的编号K，黑箱内还固化一个数据S，

黑箱利用上述第一步函数f完成二项功能：

功能1：向黑箱输入R、Ki，黑箱根据上述函数，计算出Y＝f(R，Ki，K，S)；

功能2：向黑箱输入R、Ki、Y，即功能1的计算结果，黑箱计算出G＝f(R，Ki，Ki，S)，将G与Y比较，如果相同，则输出1，否则输出0：

(3)、数字签名及验证

设发送方A的黑箱号为Ka，接收方B的黑箱号为Kb，设定需要签名的数据为R，A在自己的黑箱上调用功能1，向黑箱输入数据R和自己的黑箱号Ka，黑箱输出Y＝f(R，Ka，Ka，S)，Y即为A对数据R的签名结果，签名结束：

A将R及Y同时发送给B，B接收到R后，在自己的黑箱上，调用功能2，并输入从A方得到的R、Y及发送方的黑箱号Ka，黑箱内部计算G＝f(R，Ka，Ka，S)，将G与Y比较，如果两者一致则黑箱输出1，否则输出0，输出1则为真，反之则为伪造签名，此时签名验证结束。