本發(fā)明具體涉及一種云環(huán)境下多用戶文件共享控制方法。
背景技術(shù)：
：云存儲(chǔ)服務(wù)已經(jīng)被IT行業(yè)公認(rèn)為最具有發(fā)展前景的數(shù)據(jù)存儲(chǔ)方式，各個(gè)領(lǐng)域的用戶都可以將海量數(shù)據(jù)存儲(chǔ)在云服務(wù)器中，并可以讓其他合法的用戶共享這些數(shù)據(jù)，讓這些數(shù)據(jù)產(chǎn)生更大的應(yīng)用價(jià)值。例如，在醫(yī)療系統(tǒng)中，將病人的電子病歷存放到云服務(wù)器中，并提供在線病歷檢索與調(diào)用，既可以減少病人體檢費(fèi)用，也可以幫助其他醫(yī)生選擇更好的醫(yī)療方案等。表1是經(jīng)過(guò)簡(jiǎn)化的某醫(yī)療單位電子病例信息表，表的內(nèi)容包括個(gè)人基本信息(姓名、性別、年齡)、病情陳述、病檢數(shù)據(jù)、診斷結(jié)果、治療，共7個(gè)字段。對(duì)統(tǒng)計(jì)部門(mén)來(lái)說(shuō)，性別或年齡、診斷結(jié)果可以作為某種疾病的分析和預(yù)測(cè)。對(duì)某個(gè)醫(yī)生來(lái)說(shuō)，病情陳述、病檢數(shù)據(jù)等可以作為診斷的依據(jù)。表1某醫(yī)療機(jī)構(gòu)電子病歷樣本NameAgeSex病情陳述病檢數(shù)據(jù)診斷結(jié)果治療張三20男偏頭痛CT未見(jiàn)異常血管性頭痛天麻蜜環(huán)菌片…………………李四50女咳嗽X光照射，肺紋理增粗肺炎青霉素當(dāng)文件擁有者FO(FileOwner)將文件加密后存儲(chǔ)到云服務(wù)器中，并交給云服務(wù)提供商CSP(CloudServiceProvider)管理時(shí)，由于FO的文件不是對(duì)所有人開(kāi)放的，包括CSP，只有經(jīng)過(guò)FO授權(quán)的文件使用者FU(FileUser)才能共享文件中的內(nèi)容，因此，這需要建立一個(gè)有效的安全機(jī)制來(lái)保護(hù)存儲(chǔ)在云服務(wù)器中的共享數(shù)據(jù)不被非授權(quán)用戶訪問(wèn)。例如醫(yī)生只能看到屬于本人專業(yè)下的病人病歷，某個(gè)病人只能看到屬于本人的病歷，其他人的病例就成為了一種隱私，應(yīng)該是保密的。近年來(lái)，國(guó)內(nèi)外學(xué)者利用代理重加密等技術(shù)，解決了上面多個(gè)文件使用者FU共享同一個(gè)文件的問(wèn)題。1998年，Blaze等學(xué)者首次提出了代理重加密概念。在代理重加密方案中，文件擁有者FO先將明文加密，再用自己的私鑰和文件使用者FU的公鑰生成一個(gè)重加密密鑰，接著FO將密文和重加密密鑰存放到半可信的代理服務(wù)器中。當(dāng)FU申請(qǐng)共享文件時(shí)，代理服務(wù)器用FU的重加密密鑰對(duì)密文再加密，將重加密的密文發(fā)送給FU。FU只要用自己的私鑰解密密文就可以直接得到明文了。在這個(gè)過(guò)程中，明文、FO和FU的私鑰都不會(huì)暴露給代理服務(wù)器。在FU共享文件時(shí)，F(xiàn)O也不需要保持在線狀態(tài)。通過(guò)代理重加密方案可以防止明文和用戶的私鑰泄露，同時(shí)也提高了共享文件的效率。目前，在利用代理重加密技術(shù)實(shí)現(xiàn)文件的多個(gè)用戶共享方案中，大都是使用Elgamal加密算法或RSA加密算法，以及雙線性對(duì)運(yùn)算。Elgamal加密算法和RSA加密算法主要使用的是有限域的模冪運(yùn)算，計(jì)算成本高，不能抵抗量子計(jì)算攻擊。隨著智能手機(jī)、平板電腦等資源受限的移動(dòng)終端在云計(jì)算環(huán)境中的廣泛應(yīng)用，針對(duì)云環(huán)境下多用戶文件共享問(wèn)題，現(xiàn)有方案中密文占用的存儲(chǔ)空間、計(jì)算效率等方面還需要進(jìn)一步改進(jìn)。技術(shù)實(shí)現(xiàn)要素：本發(fā)明的目的在于克服現(xiàn)有技術(shù)中的不足，提供了一種新的云環(huán)境下多用戶文件共享控制方法，將文件分割成若干個(gè)文件塊，為各FU建立各文件塊的訪問(wèn)權(quán)限表，利用NTRU加密算法和代理重加密技術(shù)實(shí)現(xiàn)文件塊共享，此方法能抗量子計(jì)算攻擊，計(jì)算成本低，通信量少。為解決上述技術(shù)問(wèn)題，本發(fā)明提供了一種云環(huán)境下多用戶文件共享控制方法，其特征是，包括以下步驟：步驟S1，F(xiàn)O首先將文件F分割成若干個(gè)文件塊，利用NTRU加密算法生成自身的密鑰對(duì)，利用公鑰對(duì)各文件塊進(jìn)行加密獲得原始密文傳送至CSP；步驟S2，F(xiàn)O為各FU分配一個(gè)身份標(biāo)識(shí)，利用NTRU加密算法為各FU生成密鑰對(duì)，然后將各密鑰對(duì)和身份標(biāo)識(shí)發(fā)送至對(duì)應(yīng)的FU；為每個(gè)FU設(shè)定各文件塊訪問(wèn)權(quán)限生成訪問(wèn)權(quán)限表，然后將各FU的身份標(biāo)識(shí)和訪問(wèn)權(quán)限表發(fā)送至CSP；步驟S3，F(xiàn)O為各FU生成重加密密鑰；然后將各FU的重加密密鑰發(fā)送至CSP；步驟S4，當(dāng)某FU訪問(wèn)共享文件時(shí)，首先向CSP發(fā)送身份標(biāo)識(shí)和訪問(wèn)請(qǐng)求，CPS依據(jù)其身份標(biāo)識(shí)查詢?cè)L問(wèn)權(quán)限表獲取允許其訪問(wèn)的文件塊，利用重加密密鑰對(duì)允許訪問(wèn)的文件塊的原始密文進(jìn)行加密獲得重加密密文，將重加密密文發(fā)送至此FU；步驟S5，F(xiàn)U對(duì)獲得對(duì)應(yīng)其訪問(wèn)權(quán)限的重加密密文，利用其私鑰進(jìn)行解密獲得最終明文。進(jìn)一步的，步驟S1中，F(xiàn)O在向云服務(wù)器上傳文件F前，首先將文件F分割成不同的文件塊，分割方法如下：FO按記錄的順序，并以每個(gè)記錄的屬性值的個(gè)數(shù)為單位，將F分割成n*m個(gè)文件塊，每個(gè)文件塊用fij(1<＝i<＝n,1<＝j(luò)<＝m)表示，其中n表示文件共有n個(gè)記錄，m表示每個(gè)記錄共有m個(gè)屬性值；把文件F看成是一個(gè)n*m二維矩陣，即：FO先將文件F分割成若干個(gè)不同的文件塊fij，將每個(gè)文件塊fij看成一個(gè)單位元文件，這樣每個(gè)FU訪問(wèn)F中的內(nèi)容是由若干個(gè)文件塊fij組成的新文件。進(jìn)一步的，利用公鑰對(duì)各文件塊進(jìn)行加密過(guò)程為：文件擁有者FO選擇任意填充值w∈R，方法如下：rij＝H(fij||w)，Eij＝pkO*rij，令文件塊fij進(jìn)行加密后密文cfij＝(Eij,Yij)，則對(duì)文件F中各文件塊加密后的矩陣CF為：其中1<＝i<＝n,1<＝j(luò)<＝m，F(xiàn)O將CF發(fā)送至CPS中，以供不同的FU使用。進(jìn)一步的，在步驟S3中，訪問(wèn)權(quán)限表的建立過(guò)程如下：FO將文件F分割成n*m個(gè)文件塊，F(xiàn)O為第k個(gè)FU生成權(quán)限訪問(wèn)表TUk＝{tk11,tk12,…,tkij,…,tknm}，其中tkij＝1時(shí)，表示第k個(gè)FU可以訪問(wèn)CF中第i行，第j列的元素，tkij＝0時(shí)，表示第k個(gè)FU不可以訪問(wèn)CF中第i行，第j列的元素；已知有t個(gè)FU，用T表示FU訪問(wèn)權(quán)限表的集合，則T＝{TU1,…,TUk,…TUt}FO將訪問(wèn)權(quán)限表T發(fā)送給CSP。進(jìn)一步的，F(xiàn)O為第k個(gè)FU生成重加密密鑰RkO→Uk的過(guò)程如下：vUk＝H(idUk,pkUk)，VUk＝pkUk*vUk，hkUk＝H(VUk,pgUk*vUk)，rkO→UK＝hkUk*skO根據(jù)第k個(gè)FU的權(quán)限訪問(wèn)表TUk，當(dāng)tkij＝1時(shí)，計(jì)算：cij＝rij*hkUk。令CUk＝{…,cij,…}，其中1<＝i<＝n,1<＝j(luò)<＝m。針對(duì)FU的重加密密鑰為RkO→Uk＝(rkO→Uk,VUk,CUk)；已知有t個(gè)FU，用RkO→U表示各FU重加密密鑰的集合，則：RKO→U＝{RkO→U1,…,RkO→Uk,…,RkO→Ut}FO將RKo→U發(fā)送給CSP。進(jìn)一步的，在步驟S4中，CSP完成代理重加密的過(guò)程以第k個(gè)FU向CSP請(qǐng)求共享文件為例，其具體重加密過(guò)程如下：CSP在訪問(wèn)權(quán)限表集合T中查找第k個(gè)FU的訪問(wèn)權(quán)限TUk；根據(jù)TUk＝{tk11,tk12,…,tkij,…,tknm}，CSP逐一從CF中取出允許FU訪問(wèn)的文件塊cfij，這里的i、j取決于TUk中的tkij值，當(dāng)tkij＝1時(shí)，取出cfij，并對(duì)該cfij進(jìn)行重加密，否則放棄該cfij；假設(shè)FU可以訪問(wèn)CF中文件塊cfij，CSP用RkO→Uk的rkO→Uk對(duì)每個(gè)文件塊cfij進(jìn)行重加密，重加密后的密文用Cke表示，CSP計(jì)算：E′ij＝Eij*rkO→Uk，Cke＝(E′ij,Yij)令FU可以訪問(wèn)CF中f個(gè)文件塊cfij，針對(duì)f個(gè)文件塊的重加密密文集合CKUk為：CKUk＝{Ck1,…,Cke,…Ckf}，其中1<＝e<＝f；CSP將(CKUk,VUk,CUk)發(fā)送給FU。進(jìn)一步的，在步驟S5中，第k個(gè)FU收到密文后解密過(guò)程如下：FU收到CSP發(fā)送的CkUk＝{Ck1,…,Cke,…Ckf},VUk和CUk后，用自己的私鑰skUk對(duì)CkUk中的每個(gè)元素Cke＝(E′ij,Yij)進(jìn)行解密，解密后明文文件塊fij的集合用FUk表示，F(xiàn)U計(jì)算：hk′Uk＝H(VUk,H(skUk)*VUk)，驗(yàn)證cij＝H(f′ij||w')*hk'是否成立，如果成立，則有：(f′ij||w')＝(fij||w)，除卻w，F(xiàn)U獲得自己所需要明文文件塊fij；令第e個(gè)元素Cke解密后獲得的明文記為fije；當(dāng)FU對(duì)CkUk中的f個(gè)元素解密后，最終獲得明文文件塊的集合FUk為：FUk＝{fij1,…,fije,…fijf}，其中1<＝i<＝n,1<＝j(luò)<＝m,1<＝e<＝f。與現(xiàn)有技術(shù)相比，本發(fā)明所達(dá)到的有益效果是：1)提出一種在云環(huán)境下無(wú)雙線性對(duì)、無(wú)模冪運(yùn)算的多用戶文件共享控制方法，減少計(jì)算量；2)利用訪問(wèn)權(quán)限表，云服務(wù)提供商可以快速找到文件使用者所需要的文件塊，減少因多用戶因訪問(wèn)文件中相同內(nèi)容產(chǎn)生的計(jì)算量、通信量和存儲(chǔ)開(kāi)銷；3)加密算法采用NTRU密碼算法，具有抵抗量子攻擊的優(yōu)點(diǎn)，所以本方法安全性更好。附圖說(shuō)明圖1是云環(huán)境下多用戶文件共享應(yīng)用場(chǎng)景圖。具體實(shí)施方式下面結(jié)合附圖對(duì)本發(fā)明作進(jìn)一步描述。以下實(shí)施例僅用于更加清楚地說(shuō)明本發(fā)明的技術(shù)方案，而不能以此來(lái)限制本發(fā)明的保護(hù)范圍。如圖1所示為云環(huán)境下多用戶文件共享的應(yīng)用場(chǎng)景圖。此應(yīng)用場(chǎng)景中有文件擁有者FO、若干個(gè)文件使用者FU和云服務(wù)提供商CSP三個(gè)角色，它們之間的關(guān)系如圖1所示，F(xiàn)O與多個(gè)FU共享文件F，由于FU的角色不同，每個(gè)FU可以訪問(wèn)F中的內(nèi)容也不一定相同。本實(shí)施例中假設(shè)FO、FU、CSP之間的通信信道是安全，他們?cè)谕ㄐ艜r(shí)，不會(huì)發(fā)生文件塊等信息丟失或泄漏等現(xiàn)象。FO的任務(wù)是：將文件F分割成不同的文件塊，并將各文件塊進(jìn)行加密后，上傳到云服務(wù)器中，供不同的FU使用；為FU分發(fā)密鑰和身份ID等授權(quán)信息，便于FU通過(guò)云服務(wù)器訪問(wèn)屬于自己的文件塊；為CSP提供每個(gè)FU的重加密密鑰，用于重加密屬于FU訪問(wèn)的文件塊；為CSP提供每個(gè)FU的訪問(wèn)權(quán)限表，便于CSP在加密文件塊中快速找到FU所需要的文件塊。FU的任務(wù)是：向FO提出共享文件申請(qǐng)；在獲得FO授權(quán)后，F(xiàn)U可以按照自己身份角色，向CSP提交身份標(biāo)識(shí)和訪問(wèn)請(qǐng)求等信息，經(jīng)過(guò)CSP驗(yàn)證后，可以獲得屬于自己需要的加密文件塊，并對(duì)加密文件塊進(jìn)行解密，得到明文文件塊。CSP的任務(wù)是：按照FO要求存儲(chǔ)FO的文件塊、FU的訪問(wèn)權(quán)限表、重加密密鑰等信息；按照FU要求，用FU的重加密密鑰，先加密FU所需要的文件塊，然后再傳送給FU。本發(fā)明的云環(huán)境下多用戶文件共享控制方法，包括以下步驟：步驟S1，F(xiàn)O首先將文件F分割成若干個(gè)文件塊，利用NTRU加密算法生成自身的密鑰對(duì)，利用公鑰對(duì)各文件塊進(jìn)行加密獲得原始密文傳送至CSP；步驟S2，有若干個(gè)FU先向FO申請(qǐng)文件訪問(wèn)權(quán)限，F(xiàn)O為各FU分配一個(gè)身份標(biāo)識(shí)，利用NTRU加密算法為各FU生成密鑰對(duì)，并將各密鑰對(duì)和身份標(biāo)識(shí)發(fā)送至對(duì)應(yīng)的FU，同時(shí)將各FU的身份標(biāo)識(shí)發(fā)送至CSP；FO基于自身的私鑰和FU的公鑰為各FU生成重加密密鑰，并將重加密密鑰上傳至CSP；步驟S3，F(xiàn)O為每個(gè)FU設(shè)定各文件塊訪問(wèn)權(quán)限，建立訪問(wèn)權(quán)限表發(fā)送至CSP；步驟S4，當(dāng)某FU預(yù)訪問(wèn)共享文件時(shí)，首先向CSP發(fā)送身份ID和訪問(wèn)請(qǐng)求，CPS依據(jù)其身份ID查詢?cè)L問(wèn)權(quán)限表獲取允許其訪問(wèn)的文件塊，利用重加密密鑰對(duì)允許訪問(wèn)的文件塊的原始密文進(jìn)行加密獲得重加密密文，將重加密密文發(fā)送至此FU；步驟S5，F(xiàn)U對(duì)獲得對(duì)應(yīng)其訪問(wèn)權(quán)限的重加密密文，利用其私鑰進(jìn)行解密獲得最終明文。實(shí)施例本發(fā)明基于NTRU(NumberTheoryResearchUnit)公開(kāi)密鑰加密算法和代理重加密技術(shù)，提出了一種高效、安全的多用戶共享文件控制方法。已知用Z表示整數(shù)環(huán)，用Z[X]表示在Z上的卷積多項(xiàng)式環(huán)，N次卷積多項(xiàng)式環(huán)可以表示為R＝Z[X]/(XN-1)，模q的N次卷積多項(xiàng)式環(huán)可以表示為Rq＝Zq[X]/(XN-1)。在NTRU算法中，Df、Dg為私鑰空間，分別表示一個(gè)多項(xiàng)式的集合，從這兩個(gè)多項(xiàng)式集合中選擇出私鑰。Dr為眩值空間，是一個(gè)多項(xiàng)式集合，在NTRU算法加密時(shí)，從該集合中選擇出臨時(shí)眩值。NTRU算法運(yùn)行在多項(xiàng)式環(huán)R＝Z[X]/(XN-1)上，所有多項(xiàng)式的次數(shù)等于N-1，所有多項(xiàng)式的系數(shù)為整數(shù)。NTRU算法需要初始化三個(gè)整數(shù)參數(shù)(N,p,q)和三個(gè)具有N-1階多項(xiàng)式sk'∈Dsk、g∈Dg、r∈Dr。其中N為整數(shù)，p可以是多項(xiàng)式或整數(shù)，q通常為整數(shù)。NTRU算法產(chǎn)生密鑰方法如下：隨機(jī)選擇2個(gè)多項(xiàng)式sk'∈Dsk、g∈Dg，計(jì)算私鑰sk：sk＝1+p*sk',sk*skq＝1(modq)(1)其中，skq表示sk的模q逆，*表示卷積運(yùn)算；然后計(jì)算公鑰pk：pk＝p*g*skq(modq)(2)得到NTRU算法的密鑰對(duì)為(sk，pk)。假設(shè)文件擁有者FO擁有文件F，多個(gè)FU共享文件F需完成的過(guò)程如下：1)FO密鑰生成在滿足應(yīng)用場(chǎng)景安全的條件下，文件擁有者FO選擇單向散列函數(shù)H、NTRU算法所需要的參數(shù)N、p、q。FO隨機(jī)選擇2個(gè)多項(xiàng)式sk'O∈Dsk,gO∈Dg，根據(jù)以上公式(1)和(2)，計(jì)算密鑰對(duì)(skO,pkO)，并計(jì)算pkO*skO＝pgO，保留pgO，公開(kāi)pkO；這里“保留”的意思是pgO只供FO使用，對(duì)其他角色(如FU、CSP角色)是保密；“公開(kāi)”的意思是pkO對(duì)所有角色是公開(kāi)的，不要保密。2)分割文件FO在向云服務(wù)器上傳文件F前，首先將文件F分割成不同的文件塊，分割方法如下：FO按記錄的順序，并以每個(gè)記錄的屬性值的個(gè)數(shù)為單位，將F分割成n*m個(gè)文件塊，每個(gè)文件塊用fij(1<＝i<＝n,1<＝j(luò)<＝m)表示，其中n表示文件共有n個(gè)記錄，m表示每個(gè)記錄共有m個(gè)屬性值。這樣，就可以把文件F看成是一個(gè)n*m二維矩陣，即：按照以上所述方法，將文件F按二維矩陣的方式組織起來(lái)。FO先將文件F分割成若干個(gè)不同的文件塊fij，將每個(gè)文件塊fij看成一個(gè)單位元文件，這樣每個(gè)FU訪問(wèn)F中的內(nèi)容是由若干個(gè)文件塊fij組成的新文件。3)加密文件塊然后采用NTRU加密算法對(duì)各文件塊fij進(jìn)行加密。加密文件塊的目的是防止非法用戶看到文件的內(nèi)容，本過(guò)程由文件擁有者FO完成。文件擁有者FO選擇任意填充值w∈R，計(jì)算：rij＝H(fij||w)，Eij＝pkO*rij，令文件塊fij進(jìn)行加密后密文cfij＝(Eij,Yij)，則對(duì)文件F中各文件塊加密后的矩陣CF為：其中1<＝i<＝n,1<＝j(luò)<＝m，F(xiàn)O將CF發(fā)送至CPS中，以供不同的FU使用。4)FU密鑰生成文件使用者FU先要向文件擁有者FO申請(qǐng)文件訪問(wèn)權(quán)限，才可以通過(guò)云服務(wù)提供商CSP訪問(wèn)共享文件。本過(guò)程由FO完成，方法如下：假設(shè)有t個(gè)FU，用ID表示FU的身份標(biāo)識(shí)集合，則ID＝{idU1,…,idUk,…idUt}；其中1<＝k<＝t。FO收到FU發(fā)出的文件訪問(wèn)申請(qǐng)消息后，F(xiàn)O為FU分配一個(gè)身份標(biāo)識(shí)idUk；表示是第k個(gè)FU。然后FO隨機(jī)選擇2個(gè)多項(xiàng)式sk'Uk∈Dsk,gUk∈Dg，根據(jù)公式(1)、(2)，為FU生成密鑰對(duì)(skUk,pkUk)，并計(jì)算pkUk*skUk＝pgUk，保留pgUk。FO將(skUk,pkUk)、idUk通過(guò)安全通道發(fā)送給申請(qǐng)文件訪問(wèn)的FU。同時(shí)將ID發(fā)送給CSP。5)生成訪問(wèn)權(quán)限表設(shè)計(jì)訪問(wèn)權(quán)限表的目的是限定文件使用者FU訪問(wèn)CF中文件塊的權(quán)限，便于云服務(wù)提供商CSP能夠快速查找到FU所需要的文件塊，本過(guò)程由FO完成，方法如下：已知FO將文件F分割成n*m個(gè)文件塊，令FO為第k個(gè)FU生成權(quán)限訪問(wèn)表為T(mén)Uk＝{tk11,tk12,…,tkij,…,tknm}，其中k表示第k個(gè)FU，tkij＝1時(shí)，表示第k個(gè)FU可以訪問(wèn)CF中第i行，第j列的文件塊，tkij＝0時(shí)，表示第k個(gè)FU不可以訪問(wèn)CF中第i行，第j列的文件塊。共有t個(gè)FU，用T表示FU訪問(wèn)權(quán)限表的集合，則T＝{TU1,…,TUk,…TUt}FO將訪問(wèn)權(quán)限表T發(fā)送給CSP。6)生成重加密密鑰文件擁有者FO為每個(gè)文件使用者FU生成一個(gè)重加密密鑰，本過(guò)程由FO完成。FO為第k個(gè)FU生成重加密密鑰RkO→Uk的過(guò)程如下：vUk＝H(idUk,pkUk)，VUk＝pkUk*vUk，hkUk＝H(VUk,pgUk*vUk)，rkO→UK＝hkUk*skO根據(jù)第k個(gè)FU的權(quán)限訪問(wèn)表TUk，當(dāng)tkij＝1時(shí)，計(jì)算：cij＝rij*hkUk令CUk＝{…,cij,…}，其中1<＝i<＝n,1<＝j(luò)<＝m。針對(duì)第k個(gè)FU生成的重加密密鑰為RkO→Uk＝(rkO→Uk,VUk,CUk)。已知有t個(gè)FU，用RkO→U表示重加密密鑰的集合，則：RKO→U＝{RkO→U1,…,RkO→Uk,…,RkO→Ut}FO將RKo→U發(fā)送給CSP。7)代理重加密此過(guò)程由云服務(wù)提供商CSP完成，CSP完成代理重加密過(guò)程以第k個(gè)FU向CSP請(qǐng)求共享文件為例，其具體重加密過(guò)程如下：(1)如果共享用戶第k個(gè)FU已經(jīng)獲得文件訪問(wèn)權(quán)限，F(xiàn)U可以直接將身份idUk和訪問(wèn)請(qǐng)求發(fā)給CSP。否則，F(xiàn)U必須先向文件擁有者FO申請(qǐng)?jiān)L問(wèn)權(quán)限。(2)CSP確認(rèn)FU身份后，根據(jù)其身份標(biāo)識(shí)idUk在訪問(wèn)權(quán)限表集合T中查找此FU的訪問(wèn)權(quán)限TUk。根據(jù)訪問(wèn)權(quán)限TUk＝{tk11,tk12,…,tkij,…,tknm}，CSP逐一從加密后的文件塊CF中取出允許FU訪問(wèn)的文件塊cfij，這里的文件塊下標(biāo)i、j取決于TUk中的tkij值，當(dāng)tkij＝1時(shí)，取出cfij，并對(duì)該cfij進(jìn)行重加密，否則放棄該cfij。(3)假設(shè)第k個(gè)FU可以訪問(wèn)CF中文件塊cfij，CSP用RkO→Uk的rkO→Uk對(duì)文件塊cfij進(jìn)行重加密，重加密后的密文用Cke表示，計(jì)算過(guò)程如下：E′ij＝Eij*rkO→Uk，Cke＝(E′ij,Yij)(4)令第k個(gè)FU共可以訪問(wèn)CF中f個(gè)文件塊cfij，針對(duì)f個(gè)文件塊的重加密文件塊的密文集合CKUk為：CKUk＝{Ck1,…,Cke,…Ckf}；其中1<＝e<＝f。CSP將其訪問(wèn)的文件塊內(nèi)容(CKUk,VUk,CUk)發(fā)送給此FU。8)解密此過(guò)程由文件使用者FU完成，以第k個(gè)FU從CSP收到文件塊進(jìn)行解密的過(guò)程為例，詳述解密過(guò)程：第k個(gè)FU收到CSP發(fā)送的CkUk＝{Ck1,…,Cke,…Ckf},VUk和CUk后，用自己的私鑰skUk對(duì)CkUk中的每個(gè)元素Cke＝(E′ij,Yij)進(jìn)行解密，解密后明文文件塊fij的集合用FUk表示，過(guò)程如下：hk'Uk＝H(VUk,H(skUk)*VUk)，其中w'為填充值；驗(yàn)證cij＝H(f′ij||w')*hk'是否成立，如果不成立，解密失敗，輸出無(wú)效標(biāo)志⊥。否則有：(f′ij||w')＝(fij||w)，除卻w，F(xiàn)U獲得自己所需要明文文件塊fij。令第e個(gè)元素Cke解密后獲得的明文記為fije。當(dāng)FU對(duì)CkUk中的f個(gè)元素解密后，最終FU獲得明文文件塊的集合FUk：FUk＝{fij1,…,fije,…fijf}，其中1<＝i<＝n,1<＝j(luò)<＝m,1<＝e<＝f。方案正確性分析(1)本方案對(duì)文件塊fij加密后，可以正確的解密。證明：文件擁有者FO用自己的公鑰pkO對(duì)文件塊fij加密的密文cfij＝(Eij,Yij)。已知：rij＝H(fij||w)，Eij＝pkO*rij,(1<＝i<＝n,1<＝j(luò)<＝m)FO用自己私鑰skO對(duì)加密文件cfij進(jìn)行解密，過(guò)程如下：所以，在沒(méi)有任何干擾的情況下，本方案對(duì)文件塊fij加密后得到密文cfij是可以正確解密的。證明完畢。(2)本方案對(duì)cfij重加密后，可以正確的解密。證明：已知CSP用rkO→Uk對(duì)cfij進(jìn)行重加密，重加密后的密文Cke＝(E′ij,Yij)。FO用自己私鑰skO對(duì)加密文件Cke進(jìn)行解密，過(guò)程如下：已知：vUk＝H(idUk,pkUk),VUk＝pkUk*vUk,hkUk＝H(VUk,pgUk*vUk)。計(jì)算：hk'Uk＝H(VUk,skUk*VUk)＝H(VUk,skUk*pkUk*vUk)＝H(VUk,pgUk*vUk)＝hkUk即：在沒(méi)有干擾的情況下：hk'Uk＝hkUk已知：rij＝H(fij||w)，Eij＝pkO*rij，rkO→UK＝hkUk*skO，E′ij＝Eij*rkO→Uk，其中1<＝i<＝n,1<＝j(luò)<＝m。計(jì)算：所以，在沒(méi)有任何干擾的情況下，本方案對(duì)密文cfij重加密后得到密文Cke是可以正確解密的。證明完畢。安全性分析定理1，假設(shè)云服務(wù)提供商CSP是半誠(chéng)實(shí)的，CSP會(huì)按照FO的要求存儲(chǔ)FO的加密文件，但，CSP企圖解密FO的密文，窺測(cè)到明文的概率幾乎為零。證明：在CSP上存有對(duì)文件F加密后矩陣CF，其中cfij＝(Eij,Yij)，rij＝H(fij||w),Eij＝pkO*rij，情況1，在已知Eij、pkO的條件下，CSP要想從Eij分解出rij，從rij分解出(fij||w)，CSP必須解決在格中求解最短向量問(wèn)題，以及在抗碰撞的hash函數(shù)中找到一個(gè)碰撞問(wèn)題，這將破壞NTRU算法的安全性和hash函數(shù)單向性。事實(shí)是，在多項(xiàng)式時(shí)間內(nèi)解決格中求解最短向量問(wèn)題，以及在抗碰撞的hash函數(shù)中找到一個(gè)碰撞是很困難的。情況2，在已知Yij的情況下，CSP企圖從Yij分解出(fij||w)也是幾乎不可能的，因?yàn)?，在多?xiàng)式時(shí)間內(nèi)，在H(pgO*rij)未知的情況下，企圖從Yij分解出(fij||w)幾乎不可能。除非CSP采用窮舉法。情況3，假如文件使用者FU與CSP合謀，F(xiàn)U將自己解密后明文(fij||w)交給CSP，在已知Yij和(fij||w)情況下，CSP計(jì)算得到了H(pgO*rij)。CSP企圖從H(pgO*rij)得到pgO，并利用pkO*skO＝pgO，試圖分解出FO的私鑰skO也是乎不可能的。因?yàn)椋珻SP必須解決在抗碰撞的hash函數(shù)中找到一個(gè)碰撞問(wèn)題，以及在格中求解最短向量問(wèn)題。所以CSP在沒(méi)有獲得Owner的私鑰skO的情況下，成功解密cfij＝(Eij,Yij)概率幾乎為零，也就無(wú)法得到(fij||w)。證明完畢。推理1：假如文件使用者CSP與FU合謀，CSP直接將cfij發(fā)送給FU，F(xiàn)U企圖從cfij得到明文快(fij||w)的概率幾乎為零。推理2，CSP從重加密密鑰RkO→Uk的rkO→UK中企圖得到文件擁有者FO私鑰skO的概率幾乎為零。定理2，假設(shè)云服務(wù)提供商CSP是半誠(chéng)實(shí)的，CSP會(huì)按照FO的要求重加密文件塊cfij，并將重加密后的文件塊Cke發(fā)送給指定的文件共享用戶FU，F(xiàn)U企圖從Cke中窺測(cè)到FO私鑰skO的概率幾乎為零。證明：FU從CSP獲得信息包括Cke＝(E′ij,Yij)，VUk，cij和FO的公鑰pkO。其中E′ij＝Eij*rkO→Uk＝Eij*hkUk*skO，包含了FO的私人密鑰skO，顯然要從E′ij中分解出skO必須接在格格中求解最短向量等問(wèn)題，所以FU企圖從Cke中窺測(cè)到FO私鑰skO的概率幾乎為零。證明完畢。推理3，假設(shè)文件共享著FU與云服務(wù)提供商CSP共謀，F(xiàn)U將自己的私鑰skUk泄露給CSP，CSP企圖得到其他文件使用者的明文和私鑰skO的概率幾乎為零。定理3，假設(shè)文云服務(wù)提供商CSP是半誠(chéng)實(shí)的，CSP會(huì)按照FO的要求存儲(chǔ)FO的加密文件，當(dāng)文件使用者FU需要訪問(wèn)文件塊時(shí)，企圖解密其他文件使用者的文件塊的概率幾乎為零。證明：假如CSP與FU合謀，CSP將其他文件使用者的文件塊Cke'＝(E″ij,Y′ij)，V′Uk，c′ij泄露給FU，F(xiàn)U計(jì)算hk'Uk＝H(V′Uk,skUk*V′Uk)，而FO計(jì)算的hkUk＝H(V′Uk,pg'Uk*v'Uk)中包含有其他文件使用者的私鑰等，pg'Uk≠pgUk，所以hk'Uk≠hkUk，c′ij≠H(f′ij||w')*hk'即FU利用解密是不可能得到正確的密文。證明完畢。推理4，假如CSP與FU合謀，CSP將其他文件使用者的文件塊Cke'＝(E″ij,Y′ij)和FU的VUk，cij泄露給FU，F(xiàn)U企圖解密其他文件使用者的文件塊的概率幾乎為零。推理5，假如CSP與FU合謀，CSP用FU的RkO→Uk對(duì)其他文件使用者的文件塊加密，并將加密后的Cke'＝(E″ij,Y′ij)和FU的VUk，cij泄露給FU，F(xiàn)U企圖解密其他文件使用者的文件塊的概率幾乎為零。計(jì)算開(kāi)銷分析目前，有關(guān)代理重加密方案的研究成果大多數(shù)都是利用雙線性對(duì)、RSA加密算法、Elgamal加密算法，方案中需要大量?jī)邕\(yùn)算。本方案使用了NTRU算法，方案中只包括乘法運(yùn)算等，避開(kāi)計(jì)算量大的冪運(yùn)算，提高整個(gè)方案計(jì)算速度。設(shè)TG表示一次群上的冪運(yùn)算所用的時(shí)間，TM表示一次群上的乘法運(yùn)算所用的時(shí)間，TN表示一次格上的乘法運(yùn)算所用的時(shí)間，TH表示一次hash運(yùn)算所用的時(shí)間，與冪運(yùn)算、乘法相比，異或等運(yùn)算代價(jià)非常小，在此忽略不計(jì)。本方案中，分割文件和生成文件塊訪問(wèn)權(quán)限表時(shí)，不需要任何計(jì)算；加密分割文件塊時(shí)，分別進(jìn)行1次TN和2次TH運(yùn)算；代理重加密文件塊時(shí)，分別進(jìn)行4次TN和2次TH運(yùn)算運(yùn)算；文件使用者解密時(shí)，包括驗(yàn)證在內(nèi)，分別進(jìn)行3次TN和TH運(yùn)算，整個(gè)方案中沒(méi)有TG運(yùn)算。在本方案中，F(xiàn)O的計(jì)算量比較小，CSP計(jì)算成本相對(duì)較高，充分利用了CSP海量計(jì)算能力。由于CSP只將FU所需的重加密文件塊發(fā)送給FU，F(xiàn)U的計(jì)算開(kāi)銷也比較低。存儲(chǔ)開(kāi)銷分析本方案存儲(chǔ)開(kāi)銷主要是加密的共享文件塊，以及針對(duì)每個(gè)文件使用者的文件訪問(wèn)權(quán)限表。文件訪問(wèn)權(quán)限表集合實(shí)際上是一個(gè)稀疏矩陣，在實(shí)際應(yīng)用中只需要存儲(chǔ)非零數(shù)據(jù)就可以。本方案占用的存儲(chǔ)開(kāi)銷也比較小。通信開(kāi)銷分析本方案通信開(kāi)銷主要是上傳加密文件塊和文件塊權(quán)限表，本方案中CSP只將FU所需要的文件塊發(fā)送給FU。所以，本方案的通信開(kāi)銷也比較小。本文提出了一種基于NTRU算法的多用戶文件共享控制方法，給出了方案的正確性和安全證明。與文獻(xiàn)《云環(huán)境下多用戶文件共享方案》(計(jì)算機(jī)研究與發(fā)展，2014，王中華)等現(xiàn)有的解決多用戶文件共享方案相比，本方案在確保安全的前提下，利用了NTRU算法，避免了大量的指數(shù)運(yùn)算，減少了計(jì)算開(kāi)銷、存儲(chǔ)開(kāi)銷和通信開(kāi)銷，適合資源受限的客戶端設(shè)備。文件使用者FU每次訪問(wèn)文件時(shí)，并不一定需要訪問(wèn)屬于自己權(quán)限下的所有文件塊，有時(shí)只需要訪問(wèn)其中的部分文件塊。這時(shí)可以在本方案的基礎(chǔ)上，利用云環(huán)境下關(guān)鍵字密文檢索技術(shù)，即FU在訪問(wèn)文件時(shí)，提交加密后的關(guān)鍵字等信息，CSP會(huì)根據(jù)FU提供的關(guān)鍵字，在FU可訪問(wèn)權(quán)限下的文件塊中查找FU所需要的文件塊，這將進(jìn)一步減少FU的計(jì)算成本，同時(shí)也可以減少CSP與FU通信成本。以上所述僅是本發(fā)明的優(yōu)選實(shí)施方式，應(yīng)當(dāng)指出，對(duì)于本
技術(shù)領(lǐng)域：
的普通技術(shù)人員來(lái)說(shuō)，在不脫離本發(fā)明技術(shù)原理的前提下，還可以做出若干改進(jìn)和變型，這些改進(jìn)和變型也應(yīng)視為本發(fā)明的保護(hù)范圍。當(dāng)前第1頁(yè)1 2 3