專利名稱：一種用于ic卡身份識(shí)別的非對(duì)稱密碼算法的制作方法
技術(shù)領(lǐng)域：
本發(fā)明屬于信息加密領(lǐng)域，特別涉及一種用于IC卡等小型智能電子器件身份識(shí)別的非對(duì)稱密碼算法。
背景技術(shù)：
IC卡用戶身份識(shí)別多采用密碼算法實(shí)現(xiàn)。由于現(xiàn)有的非對(duì)稱密碼算法計(jì)算量大，難以在運(yùn)算能力較弱的智能電子器件中實(shí)現(xiàn)，故目前IC卡中普遍采用對(duì)稱密碼算法，安全隱患較多。研制用于IC卡身份識(shí)別的非對(duì)稱密碼算法這一課題的提出是為了提高IC卡身份識(shí)別系統(tǒng)的安全強(qiáng)度。

發(fā)明內(nèi)容
本發(fā)明需要解決的技術(shù)問題是研究出一種能夠在IC卡系統(tǒng)中實(shí)施的非對(duì)稱密碼算法，并用于IC卡身份識(shí)別。本發(fā)明的目的，是采用以下技術(shù)方案來實(shí)現(xiàn)的，其特征是(a)選擇整數(shù)環(huán)Zn作為密碼算法的定義域，其中模數(shù)n取為兩個(gè)秘密大數(shù)素的積，n＝pq，并以模數(shù)n的因子p和q為系統(tǒng)密鑰；(b)每個(gè)用戶以Zn上的兩個(gè)秘密整數(shù)λ1，λ2作為其用戶密鑰，以σ1＝(λ1+λ2)(mod n) (1)和σ2＝(λ1λ2)(mod n)(2)作為其公鑰；(c)識(shí)別過程包含三次數(shù)據(jù)交換第一次，IC卡向識(shí)別系統(tǒng)宣告自己的身份，并向系統(tǒng)發(fā)出本次識(shí)別操作的隨機(jī)參數(shù)y，y＝(ξη)r(mod n)， (3)其中ξ和η是IC卡產(chǎn)生的兩個(gè)不同的秘密隨機(jī)數(shù)，滿足(ξ+η)(mod n)＝b， (4)r和b是兩個(gè)系統(tǒng)參數(shù)；第二次，識(shí)別系統(tǒng)向IC卡發(fā)出一組詢問碼(c1，c2)，其中c1和c2有兩種計(jì)算方法(a)c1＝xk＝(λ1k+λ2k)(mod n)， (5)c2＝xk+1＝(λ1k+1+λ2k+1)(mod n)， (6)其中λ1和λ2是待識(shí)別用戶的密鑰，k是識(shí)別系統(tǒng)臨時(shí)產(chǎn)生的一個(gè)保密隨機(jī)數(shù)；(b)c1＝k2(2k1k2+σ1k1+σ1k2+σ2)[k1(k12+σ1k1+σ2)]-1(mod n)，(7)c2＝k2[σ1k1k2+(σ12-2σ2)k1+σ2k2+σ1σ2][k1(k12+σ1k1+σ2)]-1(mod n)，(8)其中σ1和σ2是待識(shí)別用戶的公鑰，k1和k2是識(shí)別系統(tǒng)臨時(shí)產(chǎn)生的兩個(gè)保密隨機(jī)數(shù)；第三次，IC卡向識(shí)別系統(tǒng)返回應(yīng)答碼z，z＝(μ1ξ+μ2η)(mod n)， (9)其中μ1＝λ1k(mod n)，μ2＝λ2k(mod n)，可根據(jù)詢問碼c1和c2從(5)和(6)中解出，或μ1＝k2(k2+λ1)[k1(k1+λ1)]-1(mod n)， (10)μ2＝k2(k2+λ2)[k1(k1+λ2)-1(mod n)， (11)可根據(jù)詢問碼c1和c2從(7)和(8)中解出；(d)識(shí)別系統(tǒng)通過驗(yàn)證以下兩個(gè)式子確定被識(shí)別IC卡的真?zhèn)?bc1z-z2-b2ε)r(mod n)＝y(tǒng)(c12-4ε)r(mod n)， (12)(2z-bc1)(mod n)≠0， (13)其中ε＝μ1μ2(mod n)。
本發(fā)明的關(guān)鍵在于識(shí)別系統(tǒng)無需知道用戶的密鑰，而可以根據(jù)用戶的公鑰算出詢問碼中的xk和xk+1，并對(duì)應(yīng)答碼z進(jìn)行驗(yàn)證，即使有人能夠從識(shí)別系統(tǒng)終端機(jī)中盜出用戶的公鑰數(shù)據(jù)，也不會(huì)對(duì)用戶的安全構(gòu)成根本性威脅。本發(fā)明的有益效果是能夠有效提高采用IC卡等小型電子器件的身份識(shí)別系統(tǒng)的安全性。
四

附圖是實(shí)施本發(fā)明所需要的軟、硬件模塊及其相互之間邏輯關(guān)系的框圖。
五、具體實(shí)施方法以下結(jié)合附圖，對(duì)本發(fā)明的具體實(shí)施方法進(jìn)行詳細(xì)的說明。
(一)系統(tǒng)密鑰產(chǎn)生及公共摸數(shù)制作。該模塊產(chǎn)生秘密素?cái)?shù)p和q，并計(jì)算公共模數(shù)n＝pq。該模塊的操作應(yīng)在嚴(yán)密的監(jiān)控下進(jìn)行。系統(tǒng)密鑰由密鑰托管中心保管。
(二)用戶密鑰制作與恢復(fù)。用戶密鑰制作方法有如下兩種1.采用隨機(jī)數(shù)發(fā)生器隨機(jī)產(chǎn)生λ1和λ2，對(duì)應(yīng)的公鑰按(1)和(2)兩式計(jì)算；2.σ1和σ2根據(jù)用戶身份選定，密鑰(λ1，λ2)通過求解以下方程獲得(λ2-σ1λ+σ2)(mod n)＝0。
(14)用戶密鑰產(chǎn)生之后應(yīng)及時(shí)注入IC卡的EPROM或flash中，不在卡外保留副本。如果IC卡損壞，可由密鑰托管中心根據(jù)用戶公鑰從(10)中恢復(fù)其密鑰。
(三)隨機(jī)參數(shù)y的計(jì)算。IC卡在完成一次識(shí)別操作之后的空閑時(shí)間中產(chǎn)生秘密隨機(jī)數(shù)ξ和η，并依據(jù)(3)計(jì)算一個(gè)新的參數(shù)y，保存在內(nèi)存中，以備下一次識(shí)別操作之用；(四)詢問碼產(chǎn)生。識(shí)別系統(tǒng)調(diào)用隨機(jī)數(shù)發(fā)生器生成k，并根據(jù)用戶的公鑰和以下公式計(jì)算xk和xk+1xi+1＝(λ1i+1+λ2i+1)(mod n)＝[(λ1+λ2)(λ1i+λ2i)-λ1λ2(λ1i-1+λ2i-1)(mod n)＝(σ1xi-σ2xi-1)(mod n)，(15)xi+j＝(λ1i+j+λ2i+j)(mod n)＝[(λ1j+λ2j)(λ1i+λ2i)-(λ1λ2)j(λ1i-j+λ2i-j)(mod n)＝(xjxi-σ2jxi-j)(mod n)，i＞j， (16)x2i＝(λ12i+λ22i)(mod n)＝[(λ1i+λ2i)2-2(λ1λ2)i](mod n)＝(xi2-2σ2i)(mod n)， (17)或直接根據(jù)(7)和(8)算出c1和c2。
(五)應(yīng)答碼產(chǎn)生。當(dāng)IC卡收到c1和c2后，先計(jì)算μ1＝(c2-λ2c1)(λ1-λ2)-1(mod n)， (18)μ2＝(λ1c1-c2)(λ1-λ2)-1(mod n)， (19)再根據(jù)(9)算出應(yīng)答碼z。
(六)應(yīng)答碼驗(yàn)證。由于(μ1ξ+μ2η+μ1η+μ2ξ)(mod n)＝(ξ+η)(μ1+μ2)(mod n)＝bc1(mod n)， (20)(μ1ξ+μ2η)(μ1η+μ2ξ)(mod n)＝[μ1μ2(ξ2+η2)+(μ12+μ22)ξη](mod n)＝[ε(b2-2ξη)+(c12-2ε)ξη](mod n)＝[b2ε+(c12-4ε)ξη](mod n)，(21)故(bc1z-z2-b2ε)r(mod n)＝y(tǒng)(c12-4ε)r(mod n)， (22)其中ε＝μ1μ2(mod n)＝σ2k(mod n)， (23)或ε＝μ1μ2(mod n)＝[k22(k22+σ1k2+σ2)][k12(k12+σ1k1+σ2)]-1(mod n)。(24)根據(jù)以上幾式可以檢驗(yàn)應(yīng)答碼是否正確，從而判斷IC卡所宣告身份的真?zhèn)巍?br> 權(quán)利要求
1.一種用于IC卡身份識(shí)別的非對(duì)稱密碼算法，其特征在于(a)選擇整數(shù)環(huán)Zn作為算法的定義域，其中模數(shù)n取為兩個(gè)秘密大數(shù)素的積，n＝pq，并以模數(shù)n的因子p和q為系統(tǒng)密鑰；(b)每個(gè)用戶以Zn上的兩個(gè)秘密整數(shù)λ1，λ2作為其用戶密鑰，以σ1＝(λ1+λ2)(mod n)， (1)σ2＝(λ1λ2)(mod n)， (2)作為其公鑰；(c)隨機(jī)參數(shù)y按下式計(jì)算y＝(ξη)r(mod n)， (3)其中ξ和η是IC卡產(chǎn)生的兩個(gè)不同的秘密隨機(jī)數(shù)，滿足(ξ+η)(mod n)＝b， (4)r和b是兩個(gè)系統(tǒng)參數(shù)；(d)詢問碼設(shè)為(c1，c2)，其中c1＝xk＝(λ1k+λ2k)(mod n)，(5)c2＝xk+1＝(λ1k+1+λ2k+1)(mod n)，(6)λ1和λ2是待識(shí)別用戶的密鑰，k是識(shí)別系統(tǒng)臨時(shí)產(chǎn)生的一個(gè)保密隨機(jī)數(shù)，或c1＝k2(2k1k2+σ1k1+σ1k2+σ2)[k1(k12+σ1k1+σ2)]-1(mod n)， (7)c2＝k2[σ1k1k2+(σ12-2σ2)k1+σ2k2+σ1σ2][k1(k12+σ1k1+σ2)]-1(mod n)，(8)其中σ1和σ2是待識(shí)別用戶的公鑰，k1和k2是識(shí)別系統(tǒng)臨時(shí)產(chǎn)生的兩個(gè)保密隨機(jī)數(shù)；(e)應(yīng)答碼取為z，z＝(μ1ξ+μ2η)(mod n)， (9)其中μ1＝λ1k(mod n)，μ2＝λ2k(mod n)，或μ1＝k2(k2+λ1)[k1(k1+λ1)]-1(mod n)， (10)μ2＝k2(k2+λ2)[k1(k1+λ2)]-1(mod n)， (11)
2.如權(quán)利要求1所述的非對(duì)稱密碼算法，其特征在于識(shí)別系統(tǒng)根據(jù)待識(shí)別用戶的公鑰按如下公式計(jì)算xk和xk+1xi+1＝(λ1i+1+λ2i+1)(mod n)＝[(λ1+λ2)(λ1i+λ2i)-λ1λ2(λ1i-1+λ2i-1)(mod n)＝(σ1xi-σ2xi-1)(mod n)， (15)xi+j＝(λ1i+j+λ2i+j)(mod n)＝[(λ1j+λ2j)(λ1i+λ2i)-(λ1λ2)j(λ1i-j+λ2i-j)(mod n)＝(xjxi-σ2jxi-j)(mod n)，i＞j， (16)x2i＝(λ12i+λ22i)(mod n)＝[(λ1i+λ2i)2-2(λ1λ2)i](mod n)＝(xi2-2σ2i)(mod n)； (17)IC卡根據(jù)詢問碼按如下公式計(jì)算μ1和μ2μ1＝(c2-λ2c1)(λ1-λ2)-1(mod n)， (18)μ2＝(λ1c1-c2)(λ1-λ2)-1(mod n)， (19)
3.采用如權(quán)利要求1所述的非對(duì)稱密碼算法的IC卡身份識(shí)別方法，其特征在于IC卡向識(shí)別系統(tǒng)宣告自己的身份并把隨機(jī)參數(shù)y發(fā)給系統(tǒng)之后，識(shí)別系統(tǒng)先向IC卡發(fā)送詢問碼，IC卡接到詢問碼后向識(shí)別系統(tǒng)返回應(yīng)答碼，識(shí)別系統(tǒng)根據(jù)如下二式是否成立判斷IC卡所宣告身份的真?zhèn)?bc1z-z2-b2ε)r(mod n)＝y(tǒng)(c12-4ε)r(mod n)， (12)(2z-bc1)(mod n)≠0， (13)其中ε＝μ1μ2(mod n)＝σ2k(mod n)， (23)或ε＝μ1μ2(mod n)＝[k22(k22+σ1k2+σ2)][k12(k12+σ1k1+σ2)]-1(mod n)。(24)
全文摘要
一種用于身份識(shí)別的非對(duì)稱密碼算法，其特點(diǎn)是能夠在運(yùn)算能力較弱的智能電子器件中實(shí)施，可以有效提高身份識(shí)別系統(tǒng)抵御攻擊的能力。
文檔編號(hào)G06F17/00GK1490740SQ0315738
公開日2004年4月21日 申請(qǐng)日期2003年9月19日 優(yōu)先權(quán)日2003年9月19日
發(fā)明者鄭建德 申請(qǐng)人:鄭建德