Page 467 - 《软件学报》2026年第2期

946 软件学报 2026 年第 37 卷第 2 期

A II 可以进行定理 1 中除“签名验证”和“公钥替换”之外的所有询问.
询问阶段: 敌手
′ σ 2 , 若签名伪造成
伪造阶段: 经过概率多项式次数询问后, 敌手 A II 成功伪造对 Addr 的两个合法签名 σ 1 和
′ ′ ′ ′
功, 说明等式 σ 1 P = L+β(X +Y )+α 1 βP Pub 和 σ 2 P = L+β(X +Y )+α 2 βP Pub 成立.
C 知道系统主密钥 ss, 因此 C 可以计算出 (xx+ py) = ((σ 1 −σ 2 )−(α 2 β 2 −α 1 β 1 )ss)/(β 1 −β 2 ), 然后通过检索列表
′
L SK 得到 xx 作为 ECDLP 假设的解; 否则, C 没有解决 ECDLP 假设. 若 A II 对 Addr 进行过部分私钥询问或者私钥
C 失败. 2 C 失败, A II 不进行这种询问
询问, 则 A II 不进行这种询问的概率至少是 1/q ; 若 A II 对 L 进行过 H 2 询问, 则
1
1/9. 因此, 解决 ECDLP 假设
的概率大于 1/q 2 ; 利用预言机重放技术产生两个或以上有效密文时, 失败的概率小于
的优势为:

2
Adv τ ⩾ 1/9q q 2 .
A II 1
5.2 安全性分析
本节将分析本文方案如何满足 IoV 的安全需求, 并探讨其能够抵抗的常见攻击类型, 具体论述如下.
(1) 消息认证: 所传输的共享消息均由发送者使用私钥进行签名, 由于 ECDLP 假设的存在, 敌手无法伪造合法
用户的签名, 当且仅当公式 (1) 成立, 证明消息来自于合法的发送者.
(2) 完整性: 在签名阶段, 所传输的共享消息 m 被嵌入到 β = H 2 (X,Y,L,m,t) 中, 若消息 m 被篡改, 则 β 发生变化,
导致公式 (1) 不成立, 进而无法通过认证, 因此方案能保证消息的完整性.
(3) 机密性: 所有共享的消息 m 都用 CT i 加密传输, 只有合法且信誉值大于阈值的车辆才能获得 CT i 解密出明
文 m, 且 CT i 的短暂生命周期进一步保证了消息的机密性.
RID, 基于区块链地址
(4) 匿名性: 区块链为车辆分配区块链地址 Addr, 根据地址无法推断出车辆的真实身份
而非真实身份进行信息共享, 保证了车辆的匿名性.
RID 保存在 VMC 中, 一旦车辆发送恶意消息而被举报, VMC 可以根据区块链
(5) 可追溯性: 车辆的真实身份
地址 Addr 匹配到车辆真实身份 RID, 进而追溯到车辆的真实身份.
(5) 不可否认性: 车辆发送的每条共享消息都进行了签名, 安全性证明表示, 敌手无法伪造合法用户的签名, 且
签名具有不可否认性, 故任何人都无法否认所发送过的消息.
(7) 缓解单点故障: 本文采用区域中心化管理方式替代传统的完全中心化管理, 各区域的车辆在本区域内注册
并生成私钥, 而各区域的密钥可在全局范围内可使用, 从而实现半分布式的密钥管理. 这种机制减少了对单一中心
节点的依赖, 提高了系统的可靠性和安全性.
(8) 抗普通攻击: 本方案能够抵御 IoV 场景中常见的攻击类型, 具体描述如下.
a) 抗重放攻击: 指攻击者通过拦截和重复发送过时的信息, 欺骗系统执行未授权操作. 在本文的方案中, 每条
共享的消息 m 都包含时间戳 t, 且被嵌入 β = H 2 (X,Y,L,m,t), 既保证了时间戳的完整性, 也绑定了 m. 通过检查时间
戳的有效性, 接收者可以发现重放的消息, 因此本文的方案能抵御重放攻击.
b) 抗修改攻击: 指攻击者通过截取信道中所传输的信息, 修改部分内容后重新发送给其他车辆. 本文对所传输
的共享消息都做了签名操作, 一旦消息内容被攻击者修改, 这将导致公式 (1) 不成立, 敌手无法对其进行修改.
c) 抗中间人攻击: 指敌手通过虚拟出一个中间节点, 放置在通信双方中间, 使得通信双方误以为他们正在直接
进行通信, 从而能够窃取、篡改或伪造通信内容. 因为本文的方案能够实现消息认证、完整性和不可否认性, 所以
该方案能够抵御中间人攻击.
d) 降低 DoS 攻击: 指攻击者通过大量无效请求过载目标系统, 导致正常服务无法进行. 本文采用半分布式密
钥管理机制, 将密钥生成和管理分散到多个区域, 减少了对单一中心节点的依赖. 即使某个区域受到攻击, 其他区
域仍能继续提供服务, 从而提高了系统的可靠性和抗攻击能力, 有效缓解了 DoS 攻击的影响.

6 实验评估

为评估本方案的可行性, 本节分别对其计算开销和通信开销进行分析与对比, 并对所部署的智能合约的 Gas