[發明專利]一種基于ADD支持讀寫功能的密文策略屬性基加密方法

有效

• 申請號: 202011132274.8
• 申請日: 2020-10-21
• 公開（公告）號: CN112217641B
• 公開（公告）日: 2022-09-27
• 發明（設計）人: 李龍;方穎;李晶晶;古天龍;常亮;李笠
• 申請（專利權）人: 桂林電子科技大學
• 主分類號: H04L9/08
• 分類號: H04L9/08;H04L9/14;H04L9/30;G06F21/60
• 代理公司: 桂林市華杰專利商標事務所有限責任公司 45112
• 代理人: 童世鋒

1.一種基于ADD支持讀寫功能的密文策略屬性基加密方法，其特征在于，包括如下步驟：

1)構造ADD訪問結構

在給定訪問策略后，生成ADD訪問結構的過程包括如下步驟：

1-1)訪問策略的偽布爾函數表示

假設訪問策略中屬性集合為{x₀,x₁,…,x_n-1}，將訪問策略轉換為偽布爾函數f(x₀,x₁,…,x_n-1)的過程如下：

1-1-1)對于屬性集合{x₀,x₁,…,x_n-1}的2ⁿ-1個非空子集，分別執行集合內屬性的合取操作，得到2ⁿ-1個連接式，記作：

1-1-2)根據訪問策略求得非空子集的權重

1-1-3)結合權重，對連接式進行析取操作，獲得偽布爾函數

1-2)根據偽布爾函數構造相應的ADD訪問結構

針對同一函數，不同的變量序，即屬性順序會生成不同的ADD，因此，在構造ADD之前給定變量序π:x₀x₁…x_n-1，對于ADD中任一節點u，若u是終端節點，則f^u是常數；若u是非終端節點則其中“·”表示邏輯乘，“+”表示邏輯加；和分別表示偽布爾函數f^u中變量u.var取值1和0時得到的偽布爾函數，即子節點u.high和u.low所對應的偽布爾函數；

ADD構造完成后，按照由上而下、從左至右的順序對所有節點進行重新編號，得到ADD訪問結構其中id為節點編號、ID為ADD中全部非終端節點編號，var為節點上的屬性、I為ADD中所有屬性組成的屬性集，本質上可使用四元組id,var,high,low表示，其中id為節點編號、var為節點上的屬性、high為本節點1-分支節點編號、low為本節點0-分支節點編號，ADD中編號為0、1、2、3的節點為終端節點，編號為4的節點為根節點root；

2)確定ADD訪問結構中的有效路徑

對于ADD訪問結構中從根節點到非零終端節點的有向路徑，若屬性出現的順序嚴格按照變量序π，且任意屬性至多出現一次，則該路徑被稱為是一條有效路徑，為了實現對密文的只讀、只寫、讀寫操作，根據有效路徑所達到的不同終端節點，將有效路徑進一步區分如下：

當且終端節點的id為1時，有效路徑為只讀路徑；

當且終端節點的id為2時，有效路徑為只寫路徑；

當且終端節點的id為3時，有效路徑為讀寫路徑；

3)基于ADD的CP-ABE方案

基于ADD的CP-ABE方案的實現過程中，共涉及4個實體：授權中心、數據加密方即數據擁有者、數據解密方即數據使用者、云服務器，其中授權中心負責執行Setup算法以及Keygen算法，分別實現系統建立以及用戶私鑰生成的功能；數據加密方執行Encrypt算法，完成明文加密；數據解密方執行Decrypt算法，實現對密文的讀、寫操作；云服務器負責密文數據的存儲；該方案的具體實現步驟如下：

3-1)系統建立：由授權中心執行Setup算法，生成系統公鑰PK和主密鑰MK，具體為：選擇p階雙線性群G₀，生成元為隨機數g，定義雙線性映射e:G₀×G₀→G₁；系統屬性集合N中包含m個屬性，記為N＝{att₀,att₁,…,att_m-1}，隨機選擇Z_p中的元素y，α，t′₀，t′₁，…，t′_m-1，t″₀，t″₁，…，t″_m-1，令Y∶＝e(g,g)^y,X∶＝e(g,g)^α,最終生成系統公鑰PK:＝e,g,Y,X{(T′_i,T″_i)|0≤i≤m-1}和主密鑰MK:＝y,α,{(t′_i,t″_i)|0≤i≤m-1}，定義全局變量rcount＝0實時記錄讀取共享資源的人數，互斥變量mutex＝1保護rcount更新時的互斥性，rw＝1確保讀操作和寫操作的互斥性，w＝1實現寫進程的優先級；

3-2)明文加密：由數據加密方執行Encrypt算法，最終生成密文數據CT，具體為：數據加密方首先根據具體的訪問策略生成相應的偽布爾函數，并進一步構造偽布爾函數相應的ADD結構；在該ADD結構的基礎之上，按照由上而下、從左至右的順序對所有節點進行重新編號，得到ADD訪問結構其中id為節點編號、ID為ADD中全部非終端節點編號，var為節點上的屬性、I為ADD中屬性集合；本質上使用四元組id,var,high,low表示，其中id為節點編號、var為節點上的屬性、high為本節點1-分支節點編號、low為本節點0-分支節點編號，ADD中編號為0、1、2、3的節點為終端節點；

數據加密方借助于ADD訪問結構完成對明文數據M∈G₁的加密操作，假設ADD訪問結構所含有效路徑總數為T，并將其表示為R＝{R₀,R₁,…,R_T-1}，加密操作具體執行如下：

隨機選擇s∈Z_p并計算，E：＝X^s，定義為與路徑R_t相關的密文組件，其數學表述為：

上述(1)式中，I_t為路徑R_t上所包含的全部屬性，t_var代表步驟3-1)針對屬性var取正值時從Zp中選取的隨機元素t′_var或針對屬性var取負值時從Zp中選取的隨機元素t″_var，最終生成的密文表示為密文生成后被存儲在云平臺；

3-3)私鑰生成：由授權中心執行Keygen算法，根據用戶提供的屬性集S生成用戶私鑰SK，對于屬性att_j，若att_j取正值，表示為+att_j；若att_j取負值，表示為若默認att_j取負值，即私鑰生成操作具體包括如下步驟：

3-3-1)查詢ADD結構中編號為4的節點，即根節點root，將其定義為當前節點即正被讀取的節點，設置t_SK＝0；

3-3-2)讀取當前節點中保存的信息，對于節點屬性att_j：如果(att_j∈S)∧att_j＝+att_j，執行t_SK+＝t′_j，轉到步驟3-3-3)；如果執行t_SK+＝t″_j，轉到步驟3-3-4)；

3-3-3)根據當前節點的high域信息查找其1-邊子節點，如果到達終端節點，轉到步驟3-3-5)；否則將該子節點定義為當前節點并轉到步驟3-3-2)；

3-3-4)根據當前節點的low域信息查找其0-邊子節點，如果到達終端節點，轉到步驟3-3-5)；否則將該子節點定義為當前節點并轉到步驟3-3-2)；

3-3-5)隨機選擇r∈Z_p，計算如果到達的終端節點編號為2，即id＝2，為用戶分配私鑰否則，為用戶分配私鑰

3-4)密文解密，包括密文解密、密文更新、密文解密及更新：由數據解密方執行Decrypt算法，解密用戶借助于私鑰SK完成對密文CT的解密工作；假設密文為解密私鑰或解密過程通過以下遞歸算法實現：

3-4-1)解密用戶首先查詢ADD結構中編號為4的節點，即根節點root，將其定義為當前節點；

3-4-2)讀取當前節點中保存的信息對于當前節點中所含屬性att_j，如果(att_j∈S)∧att_j＝+att_j，轉到步驟3-4-3)；如果轉到步驟3-4-4)；

3-4-3)根據當前節點的high域信息查找其1-邊子節點：

a)若1-邊子節點為編號為0的終端節點，終止遞歸算法，返回解密失敗；

b)若1-邊子節點為編號為非零實數的終端節點，轉到步驟3-4-5)；

c)若1-邊子節點為非終端節點，將其定義為當前節點并轉入步驟3-4-2)繼續執行；

3-4-4)根據當前節點的low域信息查找其0-邊子節點：

d)若0-邊子節點為編號為0的終端節點，終止遞歸算法，返回解密失敗；

e)若0-邊子節點為編號為非零實數的終端節點，轉到步驟3-4-5)；

f)若0-邊子節點為非終端節點，將其定義為當前節點并轉入步驟3-4-2)繼續執行；

3-4-5)若當前已成功匹配的有效路徑為R_t，此時有以下三種情況：

情況一：有效路徑R_t為只讀路徑，用戶具有只讀的權限，具體操作如下：

I、執行操作P(w)，判斷是否有寫進程；如果存在寫進程，阻塞P(w)操作；否則轉到II；

II、執行操作P(mutex)，使每個讀過程互斥地訪問變量rcount，如果rcount＝0，執行P(rw)，阻塞寫進程；否則，rcount＝rcount+1，執行V(mutex)和V(w)釋放rcount和共享文件的訪問權限；

III、用戶完成以下解密計算：

IV、當用戶結束對共享資源的讀訪問時，執行P(mutex)，rcount＝rcount–1，如果rcount＝0，執行V(rw)釋放共享資源對寫進程的阻塞，然后執行V(mutex)釋放對變量rcount的訪問；

情況二：若有效路徑R_t為只寫路徑，用戶具有只寫的權限，實現只寫權限的具體操作如下：

I、執行操作P(w)，判斷是否有寫進程，若存在寫進程，阻塞P(w)操作；否則轉到步驟II；

II、執行操作P(rw)確保讀寫進程互斥地訪問共享資源，如果存在讀進程或寫進程，P(rw)操作被阻塞；否則，轉到步驟III；

III、用戶對共享資源具有只寫的訪問權限，新寫入的資源記為M₁，用戶執行以下操作：

更新密文中的組件將CT重新上傳到云平臺；

IV、當用戶結束對共享資源的寫訪問時，執行V(rw)釋放對其他讀進程和寫進程的阻塞，執行V(w)釋放對共享資源的訪問權限；

情況三：若有效路徑R_t為讀寫路徑，用戶具有讀寫的權限；如果用戶需要讀取共享資源，按照情況一中所述步驟執行；如果用戶需要在共享文件中寫入數據，按照情況二中所述步驟執行。