[第10章数字签名与消息认证.pptVIP

　　数字签名是利用密码运算实现“手写签名”效果的一种技术，它通过某种数学变换来实现对数字内容的签名和盖章。在ISO7498-2标准中，数字签名的定义为“附加在数据单元上的一些数据，或是对数据单元所做的密码变换，这种数据或变换允许数据单元的接收者用以确认数据单元的来源和数据单元的完整性，并保护数据，防止被人伪造”。 　　一个数字签名方案一般由签名算法和验证算法两部分组成。要实现“手写签名”的效果，数字签名应具有不可伪造、不可抵赖和可验证的特点。 　　对于数字签名方案的攻击主要是想办法伪造签名。按照方案被攻破的程度，可以分为三种类型，分别是：① 完全伪造，即攻击者能计算出私钥或者能找到一个能产生合法签名的算法，从而可以对任何消息产生合法的签名；② 选择性伪造，即攻击者可以实现对某一些特定的消息构造出合法的签名；③ 存在性伪造，即攻击者能够至少伪造出一个消息的签名，但对该消息几乎没有控制力。 10.1.2 基本签名算法 　　数字签名方案一般利用公钥密码技术来实现，其中私钥用来签名，公钥用来验证签名。比较典型的数字签名方案有RSA算法(R. L. Rivest, A. Shamir, and L. M. Adleman, 1978)、ElGamal 签名(T. ElGamal, 1985)、Schnorr签名(C. P. Schnorr, 1989)和DSS签名(NIST, 1991)。我们这里仅给出ElGamal签名方案和Schnorr签名方案。 1.? ElGamal签名方案 假设p是一个大素数，g是GF(p)的生成元。Alice的公钥为y = gx mod p, g，p私钥为x。 签名算法： 　　Alice首先选一个与p-1互素的随机数k 　　Alice计算a = gk mod p 　　Alice对b解方程M = x*a + k*b (mod p-1). 　　Alice对消息M的签名为(a，b) 验证算法： 　　检查yaab mod p = gM mod p是否成立 例如： 　　p = 11, g = 2，Bob 选 x = 8为私钥 　　y = 28 mod 11 = 3 　　公钥: y = 3, g = 2, p = 11 　　Bob要对M = 5进行签名 　　选k = 9 (gcd(9, 10) = 1) 　　a = 29 mod 11 = 6，b=3 　　读者可检查yaab mod p = gM mod p是否成立。 　　上述方案的安全性是基于如下离散对数困难性问题的：已知大素数p、GF(p)的生成元g和非零元素y ? GF(p)，求解唯一的整数k, 0≤k≤p – 2，使得y ? gk(mod p)，k称为y对g的离散对数。 　　目前对离散对数最有效的攻击方法是指数演算攻击，其计算量为 　　在1996年的欧洲密码学会(Proceedings of EUROCRYPT 96)上，David Pointcheval和Jacques Stern给出一个ElGamal签名的变体，并基于所谓分叉技术证明了在随机预言模型下所给方案是安全的(在自适应选择消息攻击下能抗击存在性伪造)。 　　2．Schnorr签名方案 　　Schnorr签名方案是一个短签名方案，它是ElGamal签名方案的变形，其安全性是基于离散对数困难性和hash函数的单向性的。 　　假设p和 q是大素数，是q能被p-1整除，q是大于等于160 bit的整数，p是大于等于512 bit的整数，保证GF(p)中求解离散对数困难；g是GF(p)中元素，且gq?1 mod p；Alice公钥为y ? gx (mod p)，私钥为x，1xq。 　　签名算法： 　　　　Alice首先选一个与p-1互素的随机数k 　　　　Alice计算r = h(M, gk mod P) 　　　　Alice计算s = k + x*r( mod q) 　　验证算法： 　　　　计算gk mod P=gsyr mod P. 　　　　验证r = h(M, gk mod P) 　　Schnorr签名较短，由?|q|?及?|H(M)|?决定。在Schnorr签名中，r=gk mod p可以预先计算，k与M无关，因而签名只需一次mod q乘法及减法。所需计算量少，速度快，适用于智能卡。 10.1.3 特殊签名算法 　　目前国内外研究重点已经从普通签名转向具有特定功能、能满足特定要求的数字签名。如适用于电子现金和电子钱包的盲签名、适用于多人共同签署文件的多重签名、限制验证人身份的条件签名、保证公平性的同时签名以及门限签名、代理签名、防失败签名等。盲签名是指签名人不知道签名内容的一种签名，可用于电子现金系统，实现不可追踪性。如下是D. Chaum 于1983年提出的一个盲签名方案： 　　假设在