明洋　何寶康

摘 要：針對(duì)云存儲(chǔ)中基于多授權(quán)屬性加密（MA-ABE）訪問控制方案存在數(shù)據(jù)使用者解密開銷大，同時(shí)缺乏有效屬性撤銷的問題，提出了一種支持屬性撤銷的可驗(yàn)證外包的多授權(quán)屬性加密方案。首先，利用可驗(yàn)證外包技術(shù)，降低數(shù)據(jù)使用者的解密開銷，同時(shí)驗(yàn)證數(shù)據(jù)的完整性。然后，利用雙線性映射保護(hù)訪問策略，防止數(shù)據(jù)擁有者身份泄露。最后，利用每個(gè)屬性的版本密鑰實(shí)現(xiàn)立即的屬性撤銷。安全性分析表明所提方案在標(biāo)準(zhǔn)模型中判定性的q雙線性Diffie-Hellman指數(shù)假設(shè)下是安全的，同時(shí)滿足了前向安全性和抗合謀攻擊。性能分析表明所提方案在功能性和計(jì)算開銷兩方面都具有較好的優(yōu)勢(shì)，因此所提方案更適用于云存儲(chǔ)下多授權(quán)屬性加密環(huán)境。

關(guān)鍵詞：云存儲(chǔ);多授權(quán);可驗(yàn)證外包;屬性撤銷;策略隱藏

中圖分類號(hào)： TP309.7（加密與解密）文獻(xiàn)標(biāo)志碼：A

Attribute revocation and verifiable outsourcing supported multi-authority

attribute-based encryption scheme

MING Yang*， HE Baokang

（School of Information Engineering， Changan University， Xian Shaanxi 710064， China）

Abstract： Focusing on the large decryption overhead of the data user and the lack of effective attribute revocation of the Multi-Authority Attribute-Based Encryption （MA-ABE） access control scheme in cloud storage， an attribute revocation and verifiable outsourcing supported multi-authority attribute-based encryption scheme was proposed. Firstly， the data users decryption overhead was markedly reduced and the integrity of the data was verified by using verifiable outsourcing technology. Then， the bilinear mapping was used to protect the access policy， preventing the identity of the data owner from leaking. Finally， the version key of each attribute was used to realize the immediate attribute revocation. The security analysis shows that the proposed scheme is safe under the decisional q-bilinear Diffie-Hellman exponent assumption in the standard model， achieves forward security and is able to resist collusion attack. The performance analysis shows that the proposed scheme has great advantages in terms of functionality and computational cost. Therefore， this scheme is more suitable for multi-authority attribute-based encryption environment in cloud storage.

Key words： cloud storage; multi-authority; verifiable outsourcing; attribute revocation; policy hiding

0 引言

云存儲(chǔ)是云計(jì)算[1]的一種應(yīng)用范例，它可以存儲(chǔ)大量的數(shù)據(jù)，因此越來越多的公司和個(gè)人將數(shù)據(jù)存儲(chǔ)在云服務(wù)器上，但云服務(wù)器不能完全信任。為了保證存放在云服務(wù)器上的數(shù)據(jù)隱私性，同時(shí)實(shí)現(xiàn)對(duì)數(shù)據(jù)的細(xì)粒度訪問控制，Sahai等[2]首次提出基于屬性加密（Attribute-Based Encryption， ABE）機(jī)制。隨后，Goyal等[3]首次提出基于密鑰策略的屬性加密（Key-Policy Attribute-Based Encryption， KP-ABE）方案，其中在密鑰中指定訪問結(jié)構(gòu)，在密文中指定屬性集合，只有當(dāng)密文的屬性集合滿足密鑰所指定的訪問結(jié)構(gòu)時(shí)才能解密。Bethencourt等[4]首次提出基于密文策略的屬性加密（Ciphertext-Policy Attribute-Based Encryption， CP-ABE）方案，與KP-ABE方案的構(gòu)造相反，它在密文中指定訪問結(jié)構(gòu)，在密鑰中指定屬性集合，只有當(dāng)密鑰的屬性集合滿足密文指定的訪問結(jié)構(gòu)時(shí)才能解密。因?yàn)镃P-ABE 方案不僅可以對(duì)數(shù)據(jù)進(jìn)行細(xì)粒度的訪問控制，而且數(shù)據(jù)使用者可以定義訪問結(jié)構(gòu)，所以CP-ABE得到更廣泛的應(yīng)用。最近，很多研究者提出了一系列基于單授權(quán)的屬性加密方案[5-7]，在這些方案中僅存在一個(gè)屬性授權(quán)機(jī)構(gòu)，由這個(gè)屬性授權(quán)機(jī)構(gòu)來管理所有的屬性并為數(shù)據(jù)使用者分發(fā)相應(yīng)的密鑰;但單授權(quán)方案無法滿足云存儲(chǔ)中的實(shí)際要求，其中數(shù)據(jù)使用者的屬性可能來自不同的屬性授權(quán)機(jī)構(gòu)，即多授權(quán)的應(yīng)用場(chǎng)景。

為解決上述問題，許多研究者提出了多授權(quán)的ABE方案[8-9]。Chase等[10]首次提出多授權(quán)屬性加密（Multi-Authority Attribute-Based Encryption， MA-ABE）方案，該方案由一個(gè)中心權(quán)威和多個(gè)屬性授權(quán)機(jī)構(gòu)組成，但中心權(quán)威可以解密所有的密文。Lewko等[11]提出的多授權(quán)屬性加密方案不需要一個(gè)受信任的中心權(quán)威，并且每個(gè)屬性授權(quán)機(jī)構(gòu)都是獨(dú)立的。但在上述的MA-ABE方案中，解密計(jì)算開銷過大，阻礙了MA-ABE方案在計(jì)算資源受限設(shè)備上的應(yīng)用和發(fā)展。Green等[12]提出了一種能夠?qū)崿F(xiàn)外包解密的屬性加密方案。為確保數(shù)據(jù)完整性，數(shù)據(jù)使用者應(yīng)能夠驗(yàn)證由外包解密產(chǎn)生的轉(zhuǎn)換密文是否正確。Lai等[13]提出了一種方案，該方案可以驗(yàn)證云服務(wù)器生成的轉(zhuǎn)換密文的正確性;但是，該方案僅在單授權(quán)環(huán)境中工作，不能用于多授權(quán)環(huán)境。Yang等[14]提出了基于令牌的外包解密的多授權(quán)的CP-ABE方案，但是該方案仍需要一個(gè)受信任的中心權(quán)威。Li等[15]提出外包可驗(yàn)證的屬性加密方案，它不需要信任的中心權(quán)威，并且可以驗(yàn)證外包解密的正確性;但該方案不能實(shí)現(xiàn)策略隱藏和屬性撤銷。為了在多授權(quán)環(huán)境下同時(shí)實(shí)現(xiàn)屬性撤銷、可驗(yàn)證外包解密、策略隱藏，本文提出了一個(gè)支持屬性撤銷的可驗(yàn)證外包的多授權(quán)屬性加密方案。本文的主要工作如下：

1）利用外包解密技術(shù)，降低解密計(jì)算量，利用散列函數(shù)驗(yàn)證云服務(wù)器解密的正確性，利用線性秘密共享方案增強(qiáng)訪問策略的表達(dá)性，同時(shí)利用雙線性對(duì)對(duì)訪問策略進(jìn)行隱藏，并通過在每個(gè)屬性中引入版本密鑰來實(shí)現(xiàn)立即的屬性撤銷。

2） 通過安全性分析表明，本文所提的方案在標(biāo)準(zhǔn)模型中判定性的q雙線性Diffie-Hellman指數(shù)（Decisional q-Bilinear Diffie-Hellman Exponent， q-DBDHE）假設(shè)下滿足對(duì)所選明文攻擊的不可區(qū)分性，同時(shí)實(shí)現(xiàn)了前向安全性和抗合謀攻擊。

3） 通過性能分析表明，本文所提的方案在功能性和計(jì)算開銷方面相較其他方案更有效。

1 基礎(chǔ)知識(shí)

1.1 訪問結(jié)構(gòu)

令P={P1，P2，…，Pn}表示包含n個(gè)屬性的集合。一個(gè)集合A是單調(diào)的，如果對(duì)于任意集合B、C，滿足B∈A且BC，則CA。假設(shè)A是P的非空集合，即A2{P1，P2，…，Pn}＼{}，對(duì)于集合Q∈A，稱Q為授權(quán)集合;而對(duì)于集合QA，稱Q為非授權(quán)集合。

1.2 雙線性映射

令G、GT是兩個(gè)循環(huán)乘法群，素?cái)?shù)p為G、GT的階數(shù)，g為G的生成元。假設(shè)e：G×G→GT為雙線性映射，則其滿足下列性質(zhì)：

1）雙線性性。e（ga，hb）=e（g，h）ab，g，h∈G，a，b∈Zp。

2）非退化性。e（g，h）≠1。

3）可計(jì)算性。對(duì)任意g，h∈G，存在一個(gè)有效的算法計(jì)算e（g，h）。

1.3 線性秘密共享方案

屬性集P={P1，P2，…，Pn}上的秘密共享方案Π如果滿足以下兩點(diǎn)，則被稱為線性秘密共享方案[16]：

1）每一個(gè)屬性獲得的分享部分是Zp上的一個(gè)向量。

2）由秘密共享方案Π生成的矩陣Ml×n為l行n列，Mi（i∈{1，2，…，l}）記為矩陣Ml×n的第i行向量，ρ是從i∈{1，2，…，l}到屬性集P上的映射函數(shù)，記為ρ（i）。隨機(jī)選取s，r2，…，rn∈Zp，其中s為被共享的秘密值，定義列向量ζ=（s，r2，…，rn）T，那么Mζ是根據(jù)Π得到的關(guān)于秘密值s的l個(gè)份額，其中份額λi=Miζ屬于屬性ρ（i）。

線性秘密共享方案的重構(gòu)性：令S為授權(quán)屬性集， 如果I={i：ρ（i）∈S}且I{1，2，…，l}，則存在多項(xiàng)式時(shí)間算法得到常數(shù){ci∈Zp}i∈I，滿足∑li=1ciMi=（1，0，…，0），由此可以恢復(fù)秘密值s=∑li=1ciλi。

1.4 困難問題及安全假設(shè)

判定性q雙線性Diffie-Hellman指數(shù)（q-DBDHE）問題，給定元組：

y=（g，gs，ga，…，gaq，gaq+2，…，ga2q，

1≤j≤q：gsbj，ga/bj，…，gaq/bj，gaq+2/bj，…，ga2q/bj，

1≤k， j≤q，k≠j：gsabk/bj，…，gsaqbk/bj，Z）

其中：s，a，b1，…，bq∈Zp，Z∈GT。 解決q-DBDHE問題就是區(qū)分Z=e（g，g）aq+1s或Z=R，其中R為群GT中的隨機(jī)元素。

定義算法A*解決q-DBDHE問題的優(yōu)勢(shì)為：

Advq-DBDHEA*=|Pr[（y，Z=e（g，g）aq+1s）=0]-

Pr[（y，Z=R）=0]|

q-DBDHE假設(shè)：對(duì)于任意多項(xiàng)式時(shí)間算法A*，其解決q-DBDHE問題的優(yōu)勢(shì)是可忽略的。

2 系統(tǒng)和安全模型

2.1 系統(tǒng)模型

本文所提方案的系統(tǒng)模型如圖1所示，該方案包含5個(gè)實(shí)體：

1）認(rèn)證中心（Certificate Authority， CA）：負(fù)責(zé)生成系統(tǒng)參數(shù)，同時(shí)對(duì)屬性授權(quán)機(jī)構(gòu)和數(shù)據(jù)使用者的身份進(jìn)行認(rèn)證注冊(cè)。

2）數(shù)據(jù)所有者（Data Owner， DO）：定義訪問結(jié)構(gòu)，同時(shí)對(duì)數(shù)據(jù)進(jìn)行加密，生成驗(yàn)證令牌;然后將密文、驗(yàn)證令牌上傳至云服務(wù)器。

3）屬性授權(quán)機(jī)構(gòu)（Attribute Authority， AA）： 每個(gè)AA負(fù)責(zé)管理不同的屬性集，它們彼此相互獨(dú)立，并根據(jù)數(shù)據(jù)使用者的屬性生成密鑰。當(dāng)屬性撤銷時(shí)，相應(yīng)的AA會(huì)對(duì)未撤銷的數(shù)據(jù)使用者的屬性密鑰進(jìn)行更新。

4）數(shù)據(jù)使用者（Data Consumer， DC）： 數(shù)據(jù)使用者發(fā)送自己的密鑰給云服務(wù)器用于獲取轉(zhuǎn)換密文;同時(shí)，數(shù)據(jù)使用者通過驗(yàn)證令牌驗(yàn)證云服務(wù)器的解密是否正確。

5）云服務(wù)器（Cloud Service Provider， CSP）：負(fù)責(zé)存儲(chǔ)數(shù)據(jù)所有者上傳的數(shù)據(jù)，并根據(jù)數(shù)據(jù)使用者的要求提供數(shù)據(jù)訪問控制，幫助數(shù)據(jù)使用者產(chǎn)生轉(zhuǎn)換密文。當(dāng)屬性撤銷時(shí)，CSP幫助數(shù)據(jù)所有者進(jìn)行密文更新。

2.2 方案定義

1）系統(tǒng)初始化。

這個(gè)階段包括四個(gè)算法：CA Setup、DC Reg、AA Reg 和AA Setup。

CA Setup（λ，Ω）→（SP，Signkey，Verifykey，MSK） ：CA輸入安全參數(shù)λ， 群參數(shù)生成器Ω，輸出系統(tǒng)參數(shù)SP，簽名驗(yàn)證密鑰對(duì)（Signkey，Verifykey），系統(tǒng)主密鑰MSK。

DC Reg（InfoDC）→（uid，GPKuid，GSKuid，Usign）：CA輸入數(shù)據(jù)使用者DC的身份信息，輸出唯一標(biāo)識(shí)符uid、DC的全局公鑰密鑰對(duì)（GPKuid，GSKuid），以及身份簽名Usign。

AA Reg（InfoAA）→（aid）：CA輸入屬性授權(quán)機(jī)構(gòu)AA的身份信息，輸出唯一標(biāo)識(shí)符aid。

AA Setup（SP，Said）→（PKaid，SKaid，{VKxaid，PKxaid}xaid∈Said）：每個(gè)屬性授權(quán)機(jī)構(gòu)AAaid輸入系統(tǒng)參數(shù)SP，AAaid管理的屬性集Said，輸出AAaid的公鑰密鑰對(duì)（PKaid，SKaid），屬性版本密鑰和屬性公鑰集合{VKxaid，PKxaid}xaid∈Said。

2）密鑰生成。

KeyGen（SP，SKaid，uid，Suid，aid，{VKxaid}xaid∈Suid，aid）→SKuid，aid： 每個(gè)屬性授權(quán)機(jī)構(gòu)AAaid輸入系統(tǒng)參數(shù)SP、AAaid的密鑰SKaid、數(shù)據(jù)使用者DC的唯一標(biāo)識(shí)符uid和它的屬性集合Suid，aid，以及相對(duì)應(yīng)的屬性版本密鑰{VKxaid}xaid∈Suid，aid， 輸出數(shù)據(jù)使用者DC的密鑰SKuid，aid。

3）數(shù)據(jù)加密。

Encrypt（{PKaidk}aidk∈IA，T，m）→（CT，Token）：數(shù)據(jù)所有者輸入相關(guān)屬性授權(quán)集合IA的公鑰{PKaidk}aidk∈IA、訪問結(jié)構(gòu)T及數(shù)據(jù)m， 輸出密文CT和驗(yàn)證令牌Token。

4）數(shù)據(jù)預(yù)解密。

PDecrypt（CT，{SKuid，aidk}k∈IA）→CT：云服務(wù)器輸入密文CT，數(shù)據(jù)使用者的密鑰{SKuid，aidk}k∈IA，輸出轉(zhuǎn)換密文CT。

5）數(shù)據(jù)使用者解密。

Decrypt（CT，Token，GSKuid）→m：數(shù)據(jù)使用者輸入轉(zhuǎn)換密文CT、驗(yàn)證令牌Token、自己的全局密鑰GSKuid，輸出數(shù)據(jù)m。

6）屬性撤銷。

這個(gè)階段包括三個(gè)過程： 生成更新鑰、密鑰更新、密文更新。

UKeyGen（SKaid′，aid′，VKaid′） →（VKaid′，KUKaid′，CUKaid′）：包含有撤銷屬性aid′的AAaid′輸入其密鑰SKaid′，被撤銷的屬性aid′，以及當(dāng)前的屬性版本密鑰VKaid′，輸出新的屬性版本密鑰VKaid′、密鑰更新鑰KUKaid′、密文更新鑰CUKaid′。

SKUpdate（SKuid，aid′，KUKaid′）→ SKuid，aid′：未被撤銷的數(shù)據(jù)使用者輸入密鑰SKuid，aid′、密鑰更新鑰KUKaid′，輸出新的密鑰SKuid，aid′。

CTUpdate（CT，CUKaid′）→ CT：CSP輸入當(dāng)前的密文CT、密文更新鑰CUKaid′，輸出新的密文CT。

2.3 安全模型

為了說明本文方案在選擇明文攻擊下具有不可區(qū)分性，定義敵手A和挑戰(zhàn)者C之間的游戲如下。

初始化階段 挑戰(zhàn)者C運(yùn)行CA Setup算法，得到系統(tǒng)參數(shù)SP以及主密鑰MSK，并將SP發(fā)送給敵手A。 此外，敵手A指定一組被攻陷的屬性授權(quán)機(jī)構(gòu)S′ASA，并將其發(fā)送給挑戰(zhàn)者C。對(duì)于在S′A集合中的被攻陷的屬性授權(quán)機(jī)構(gòu)，挑戰(zhàn)者C運(yùn)行AA Setup算法，輸出屬性授權(quán)機(jī)構(gòu)的公鑰和密鑰，并將其發(fā)送給對(duì)手A。對(duì)于在集合SA-S′A中的未被攻陷的屬性授權(quán)機(jī)構(gòu)，挑戰(zhàn)者C僅僅輸出屬性授權(quán)機(jī)構(gòu)的公鑰，并發(fā)送給敵手A。

查詢階段1 敵手A可以選擇（uid，{Suid，aidk}aidk∈SA-S′A）進(jìn)行密鑰詢問，其中uid代表數(shù)據(jù)使用者的身份，{Suid，aidk}aidk∈SA-S′A是一組未被攻陷的屬性授權(quán)機(jī)構(gòu)擁有的屬性集。挑戰(zhàn)者C運(yùn)行Secret Key Generation算法，并返回相應(yīng)的屬性密鑰給敵手A。

挑戰(zhàn)階段 敵手A提交兩個(gè)比特位數(shù)相同的數(shù)據(jù)m0和m1，以及訪問結(jié)構(gòu)（M，ρ）給挑戰(zhàn)者C。敵手A在對(duì)屬性密鑰進(jìn)行詢問時(shí)有一個(gè)約束條件，即被詢問的屬性密鑰不能滿足訪問結(jié)構(gòu)。挑戰(zhàn)者C隨機(jī)拋出一枚硬幣b∈{0，1}，同時(shí)加密數(shù)據(jù)mb，并輸出挑戰(zhàn)密文CT，返回密文CT給敵手A。

查詢階段 2 敵手能夠詢問屬性密鑰如同查詢階段1，但不能查詢滿足訪問結(jié)構(gòu)（M，ρ）的屬性密鑰。

猜測(cè)階段 敵手A對(duì)b進(jìn)行猜測(cè)，輸出b′。假如b′=b， 那么敵手A贏得游戲。敵手A在上述游戲中的優(yōu)勢(shì)為：AdvA=Pr[b′=b]-12。

定義1 如果任何時(shí)間有界的多項(xiàng)式攻擊者在上述游戲中的優(yōu)勢(shì)是可忽略的，則該方案在選擇明文攻擊下具有不可區(qū)分性。

3 方案構(gòu)造

3.1 系統(tǒng)初始化

1）CA Setup。CA選取雙線性對(duì)e：G×G→GT，其中G和GT是階為素?cái)?shù)p的乘法循環(huán)群，g是群G的生成元。CA隨機(jī)選擇三個(gè)抗碰撞的哈希函數(shù)H：{0，1} →Zp，H1：{0，1}→G，H2：GT→{0，1}，以及安全的密鑰提取函數(shù)H′，同時(shí)隨機(jī)選取a∈Zp，計(jì)算h=ga， 并且選擇簽名密鑰和驗(yàn)證密鑰對(duì)（Signkey，Verifykey）。

CA公布系統(tǒng)參數(shù)SP，保留系統(tǒng)主密鑰MSK。

SP=（g，p，e，G，GT，h，H，H1，H2，H′，Verifykey）

MSK=（a，Signkey）

2）DC Reg。DC向CA提交其身份信息，發(fā)出注冊(cè)請(qǐng)求。如果該用戶是合法用戶，CA為其分配一個(gè)唯一標(biāo)識(shí)符 uid，計(jì)算D=H（uid）。然后，CA對(duì) uid‖D‖Tpor 進(jìn)行簽名，生成身份簽名Usign=（uid‖D‖Tpor，Signkey）并返還給DC，其中Tpor表示數(shù)據(jù)使用者身份有效期。最后，CA為每一個(gè)DC隨機(jī)選擇zuid∈Zp，計(jì)算B=gH（uid），Z=g1/zuid。

DC公布全局公鑰 GPKuid，保留全局密鑰 GSKuid。

GPKuid=（D，B，Z）

GSKuid=（zuid）

3）AA Reg。CA對(duì)AA的身份進(jìn)行認(rèn)證，如果該屬性授權(quán)機(jī)構(gòu)是合法的，則為其分配一個(gè)唯一標(biāo)識(shí)符aid。

4）AA Setup。每個(gè)AAaid隨機(jī)選擇三個(gè)值αaid，βaid，γaid∈Zp，計(jì)算Y=e（g，g）αaid，L=gβaid 和Q=g1/βaid，并且為每一個(gè)屬性xaid∈Said，選擇一個(gè)值vxaid∈Zp作為該屬性的版本密鑰VKxaid，計(jì)算PKxaid=（gνxaidH1（xaid））γaid。

每個(gè)AAaid公布公鑰PKaid，屬性公鑰PKxaid，保留密鑰SKaid。

PKaid=（Y，L，Q）

PKxaid=（gνxaidH1（xaid））γaid，xaid∈Said

SKaid=（αaid，βaid，γaid，{VKxaid=νxaid，xaid∈Said}）

3.2 密鑰生成

DC在向{AAaidk}aidk∈IA申請(qǐng)密鑰時(shí)，首先提交自己的身份簽名Usign進(jìn)行驗(yàn)證，其中IA={AAaid1，AAaid2，…，AAaidk}代表相關(guān)屬性授權(quán)機(jī)構(gòu)的集合。如果AAaid使用簽名密鑰Verifykey驗(yàn)證通過，并且數(shù)據(jù)使用者DC的身份仍在有效期內(nèi)，則AAaid依據(jù)DC的屬性集合Suid，aid計(jì)算密鑰;否則，拒絕其申請(qǐng)。

各授權(quán)機(jī)構(gòu)AAaid隨機(jī)選擇tuid，aid∈Zp，計(jì)算：Kuid，aid=gaH（uid）/βaid·gαaid/（βaidzuid），Duid，aid=gtuid，aid，Dxaid，uid=H1（xaid）βaid，Kxaid，uid=gβaidtuid，aid（gνxaidH1（xaid））βaidγaidH（uid）。

AAaid輸出密鑰SKuid，aid=（Kuid，aid，Duid，aid，{Dxaid，uid，Kxaid，uid}xaid∈Suid，aid），那么數(shù)據(jù)使用者DC的密鑰最終形式為：SKuid={SKuid，aidk）k∈IA。

3.3 數(shù)據(jù)加密

首先DO隨機(jī)選擇R∈GT，計(jì)算KSE=H′（R），CSE=SE.Enc（KSE，m），其中KSE表示對(duì)稱密鑰，CSE表示密文。另外，計(jì)算驗(yàn)證令牌Token=H2（H′（R）‖CSE）。

其次DO定義一個(gè)訪問策略T， 隨機(jī)選取w∈Zp，線下計(jì)算Sy=e（（gβaidk）w，H1（Ty））， 其中{Ty}y∈YTy∈Saidk代表訪問策略中的屬性集，Y代表訪問結(jié)構(gòu)T中屬性的個(gè)數(shù)，利用Sy代替訪問策略T中的屬性Ty，同時(shí)將替換后的訪問策略T′轉(zhuǎn)換為訪問結(jié)構(gòu)（Ml×n，ρ）， 其中M是一個(gè)l×n的矩陣，ρ是一個(gè)將M的行向量映射到屬性的函數(shù)，記為ρ（i）。

然后DO隨機(jī)選擇s，r2，…，rn∈ZP，隨機(jī)列向量λ=（s，y2，…，yn）， 其中s代表秘密值，y2，y3，…，yn∈Zp，計(jì)算λi=λ×Mi，其中Mi代表矩陣M的第i（i=1，2，…，l）行向量。DO計(jì)算：C=R·（∏aidk∈IAe（g，g）αaidk）s，C1=gw ，C2=gβaidks，C1，i=g-ri，C2，i=gri/βaidk，C3，i=gaλi（（gνxaidkH1（ρ（i））γaidk）-ri。

最終DO輸出密文CT=（C，C1，C2，{C1，i，C2，i，C3，i}i=[1，2，…，l]，CSE，Token，（M，ρ））。

3.4 數(shù)據(jù)預(yù)解密

如果DC想要解密密文獲得數(shù)據(jù)m，則先獲取對(duì)稱密鑰KSE， 然后解密密文CT獲得m。對(duì)于系統(tǒng)中每一個(gè)合法數(shù)據(jù)使用者DC都可以下載密文，并且屬性集滿足訪問策略的DC才可以正確解密。

DC發(fā)送它的密鑰SKuid={SKuid，aidk}k∈IA給云服務(wù)器，請(qǐng)求對(duì)于密文CT的轉(zhuǎn)換密文CT。云服務(wù)器首先利用密文CT中的C1=gw，密鑰集{SKuid，aidk}k∈IA中的Dxaid，uid=H（xaid）βaidk，計(jì)算S′y=e（C1，Dxaid，uid）=e（gw，H1（xaid）βaidk），利用S′y代替DC擁有的屬性。如果{S′y=Sy}y∈Y，則滿足訪問策略，云服務(wù)器能夠選擇一組常數(shù){ci}i∈1，2，…，l∈Zp，滿足∑li=1ciMi=（1，0，…，0），計(jì)算：

CT=∏aidk∈IA[e（C2，Kuid，aid）/

∏i∈Saidk（e（C3，i，PKuid）·e（C2，i，Kρ（i），uid）·e（C1，i，Duid，aid））ciNA]=

∏aidk∈IAe（g，g）asH（uid）·e（g，g）αaidks/zuid∏i∈Saidke（g，g）aciλiH（uid）NA=

∏aidk∈IAe（g，g）αaidks/zuid

其中，NA代表相關(guān)屬性授權(quán)機(jī)構(gòu)IA的數(shù)量。然后云服務(wù)器發(fā)送轉(zhuǎn)換密文CT給DC。

C1，i=gr′i+sbi

C2，i=g（-r′i-sbi）/βaidk

C3，i=（∏nj=1gsajMi， j∏nj=2gay′jMi， j）·（gvxaidk+zxaidk）γaidk（r′i+sbi）·

（∏i∈X∏nj=1（gaj/bi）Mi， jγaidkr′i）·（∏k∈Ri∏nj=1（gsajbi/bk）Mk， jγaidk）

其中隱含設(shè)置ri=-r′i-sbi， Ri表示不同下標(biāo)但對(duì)應(yīng)的屬性相同的集合，例如ρ（i）=ρ（k）。挑戰(zhàn)者B返回密文CT=（C，C1，C2，{C1，i，C2，i，C3，i}i=[1，2，…，l]）給敵手A。

查詢階段2 敵手能夠詢問密鑰如同查詢階段1，但不能查詢滿足訪問結(jié)構(gòu)（M，ρ）的屬性密鑰。

猜測(cè)階段 敵手A對(duì)b進(jìn)行猜測(cè)，輸出b′∈{0，1}。假如b′=b，挑戰(zhàn)者B輸出0，則Z=e（g，g）aq+1aidk·s;否則輸出1，則Z=R。如果b=0，那么Z=e（g，g）aq+1aidk·s，則敵手A猜測(cè)正確的概率為Pr[（y，Z=e（g，g）aq+1aidks）=0]=12+AdvA。如果b=1，那么Z=R，R是完全隨機(jī)的，則敵手A猜測(cè)正確的概率為Pr[（y，Z=R）=0]=12。敵手A解決q-DBDHE問題的優(yōu)勢(shì)是ε′。

ε'=Pr[β（y，Z=e（g，g）aq+1aidks）=0]-

Pr[β（y，Z=R）=0]=AdvA=ε

4.2 抗合謀攻擊

合謀攻擊指系統(tǒng)中的部分屬性授權(quán)機(jī)構(gòu)或者數(shù)據(jù)使用者串通起來，彼此進(jìn)行信息的交換，試圖獲取更多的明文。在本方案中，由于在解密的過程中，需要計(jì)算∏aidk∈IA∏i∈Saidke（g，g）aciλiH（uid）NA，如果密鑰不是來自同一個(gè)標(biāo)識(shí)符為uid的數(shù)據(jù)使用者，則不能正確解密。因此，本文方案是抗合謀攻擊的。

4.3 前向安全

在基于屬性加密的系統(tǒng)中，前向安全指任何已經(jīng)被撤銷的數(shù)據(jù)使用者不能再對(duì)數(shù)據(jù)進(jìn)行訪問，除非該數(shù)據(jù)使用者剩余的屬性集依舊能夠滿足訪問結(jié)構(gòu)。在本文方案中，如果某個(gè)屬性被撤銷，僅僅對(duì)部分密鑰和部分密文進(jìn)行更新，在減少計(jì)算量的同時(shí)防止已經(jīng)失去訪問權(quán)限的數(shù)據(jù)使用者對(duì)系統(tǒng)中的數(shù)據(jù)造成威脅，以此滿足前向安全性。

5 性能分析

5.1 功能性比較

本文方案與相關(guān)方案功能上比較如表1所示。

由表1可以看出：文獻(xiàn)[14]方案實(shí)現(xiàn)外包功能，同時(shí)支持屬性撤銷，但不能對(duì)解密密文的正確性進(jìn)行驗(yàn)證;文獻(xiàn)[17]方案僅僅實(shí)現(xiàn)多授權(quán)和撤銷功能;文獻(xiàn)[18]方案和文獻(xiàn)[19]方案僅僅滿足多授權(quán)的環(huán)境;本文方案同時(shí)實(shí)現(xiàn)多授權(quán)、屬性撤銷、外包解密、可驗(yàn)證、策略隱藏，功能齊全，擁有更大的優(yōu)勢(shì)。

5.2 計(jì)算開銷

本小節(jié)對(duì)本文方案和文獻(xiàn)[14] 方案、文獻(xiàn)[17-19]方案的計(jì)算開銷進(jìn)行評(píng)估。本文方案在i5-M60， 2.53GHz、i5 CPU、4GB內(nèi)存和64位Windows 10上進(jìn)行仿真。操作的平均運(yùn)行時(shí)間如表2所示。

假設(shè)在加密解密過程涉及k個(gè)屬性授權(quán)機(jī)構(gòu)，并且數(shù)據(jù)使用者從每個(gè)屬性授權(quán)機(jī)構(gòu)獲取的屬性數(shù)量j是相同的。本文方案和文獻(xiàn)[14] 方案、文獻(xiàn)[17-19]方案的計(jì)算開銷如表3所示，對(duì)每個(gè)過程所需要的計(jì)算量進(jìn)行了量化，對(duì)應(yīng)的實(shí)驗(yàn)仿真結(jié)果如圖2所示。

圖2（a）和圖2（b）分別給出了AA加密和AA解密時(shí)間與AA數(shù)量的關(guān)系，其中來自每個(gè)AA的所涉及的屬性數(shù)量被設(shè)置為10，即j=10。從圖2（a）～（b）可知，加密和解密階段的計(jì)算開銷隨著AA的數(shù)量的變化呈線性增長(zhǎng)。在圖2（a）中，本文方案的加密計(jì)算成本低于所有比較的方案。在圖2（b）中，本文方案和文獻(xiàn)[14]方案實(shí)現(xiàn)了外包，解密的計(jì)算開銷為一常數(shù)1.41ms，具有明顯優(yōu)勢(shì)。

圖2（c）和圖2（d）分別給出了DO加密和DO解密時(shí)間與每個(gè)AA的屬性數(shù)量的關(guān)系，其中所涉及的AA數(shù)量被設(shè)置為10，即k=10。從圖2（c）～（d）可知，加密和解密階段的計(jì)算開銷隨著每個(gè)AA的屬性數(shù)量變化呈線性增長(zhǎng)。在圖2（c）中，本文方案加密的計(jì)算開銷低于所有比較的方案。在圖2（d）中，本文方案和文獻(xiàn)[14]方案實(shí)現(xiàn)了外包，解密計(jì)算成本為一常數(shù)1.41ms，具有明顯優(yōu)勢(shì)。

圖2（e）給出了密文更新的計(jì)算開銷與密文中出現(xiàn)的撤銷屬性數(shù)量的關(guān)系，可知密文更新計(jì)算開銷隨著撤銷屬性數(shù)變化呈線性增長(zhǎng)。在圖2（e）中，本文方案和文獻(xiàn)[14]方案的計(jì)算開銷相同，但低于文獻(xiàn)[17]方案。

經(jīng)分析可知，本文提出的方案在加密、解密和密文更新階段所需的計(jì)算開銷是最低的，相較文獻(xiàn)[14] 方案 、文獻(xiàn)[17-19]方案有更多的優(yōu)勢(shì)。

6 結(jié)語(yǔ)

本文主要關(guān)注數(shù)據(jù)使用者解密開銷、解密數(shù)據(jù)的完整性、屬性撤銷的效率和訪問策略的隱私性，在傳統(tǒng)的多授權(quán)屬性加密方案上進(jìn)行修改，提出了一種基于屬性撤銷的可驗(yàn)證外包的多授權(quán)屬性加密方案。在本文方案中，數(shù)據(jù)使用者將解密操作外包給云服務(wù)器執(zhí)行，同時(shí)可以驗(yàn)證云服務(wù)器解密的正確性和完整性;還通過在每個(gè)屬性中引入版本密鑰來提供屬性級(jí)別的立即撤銷方法;為滿足抗合謀攻擊安全性需求，本文為每個(gè)數(shù)據(jù)使用者分配唯一標(biāo)識(shí)符，并且綁定到屬性密鑰;利用雙線性映射隱藏訪問策略，保護(hù)數(shù)據(jù)擁有者的隱私，此外數(shù)據(jù)擁有者的加密開銷和系統(tǒng)的通信開銷也是多授權(quán)屬性加密技術(shù)中備受關(guān)注的地方。在以后的工作中，我們期望可以通過降低系統(tǒng)總的計(jì)算開銷和通信開銷來完善此方案。

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This work is partially supported by the Natural Science Foundation of Shaanxi Province （2018JM6081）， the Fundamental Research Funds for the Central Universities （300102249204）.

MING Yang， born in 1979， Ph. D.， professor. His research interests include big data security， intelligent transportation， wireless network security.

HE Baokang， born in 1994， M. S. candidate. His research interests include cloud computing security， Internet of vehicles， attribute-based encryption.

收稿日期：2019-06-17;修回日期：2019-08-26;錄用日期：2019-09-18。

基金項(xiàng)目：陜西省自然科學(xué)基金資助項(xiàng)目（2018JM6081）;中央高校基本科研業(yè)務(wù)費(fèi)專項(xiàng)資金資助項(xiàng)目（300102249204）。

作者簡(jiǎn)介：明洋（1979—），男，陜西西安人，教授，博士，主要研究方向：大數(shù)據(jù)安全、智能交通、無線網(wǎng)絡(luò)安全; 何寶康（1994—），男，河南三門峽人，碩士研究生，主要研究方向：云計(jì)算安全、車聯(lián)網(wǎng)、屬性加密。

文章編號(hào)：1001-9081（2019）12-3556-07DOI：10.11772/j.issn.1001-9081.2019061019