專利名稱：門限秘密信息分配、還原方法及裝置的制作方法
技術(shù)領(lǐng)域：
本發(fā)明涉及信息安全技術(shù)領(lǐng)域，特別涉及一種門限秘密信息分配、還原裝置及方 法。
背景技術(shù)：
秘密共享是信息安全和數(shù)據(jù)保密的重要手段，它在重要信息和秘密數(shù)據(jù)的安全保 存、傳輸及合法利用中起著關(guān)鍵作用。(k，n)門限秘密共享概念由Shamir[2]和Blakley[3] 提出，其基本思想是，一個秘密被η個人共享，且滿足①只有k個或更多的參與者聯(lián)合可以 重構(gòu)該秘密；②任意少于k個參與者不能得到該秘密的任何信息。滿足①、②的方案被稱為 完美(Perfect)的秘密共享方案。除此外，如果再滿足③每個參與者所持有份額的尺寸和 原秘密一樣大，該方案稱為理想(Ideal)的秘密共享方案。Shamir的方案就是一個理想的 秘密共享方案。(k，η)門限密碼共享方案中，可以取任何消息(高考卷子、遺囑、軍事機密或金融 系統(tǒng)的密碼)，并把它分成η部分，每部分叫做原來密碼的“影子”或共享(shares)，這樣它 們中的任何k個共享(shares)能夠用來重構(gòu)消息，而任何少于k個共享(shares)的條件 下不能得到任何關(guān)于該秘密的信息。實現(xiàn)(k，η)門限秘密共享方案的方法除了 Shamir和Blakey的方案外，還有基于 中國剩余定理的Asmuth-Bloom法M、使用矩陣乘法的Karnin-Green-Hellman方法[5]，基于 多維空間球的幾何方案[6]等。但是，這些方案多是基于珈羅瓦域或素數(shù)域上的運算完成的， 運算負載相對比較大，也限制了秘密分享方案在高性能的存儲領(lǐng)域，低成本的智能卡、RFID 領(lǐng)域的應(yīng)用，比如文獻[7]的實驗數(shù)據(jù)表明編碼8K字節(jié)的數(shù)據(jù)，Shamir秘密共享(GF(216°) 中)，方案為(t = 6，n= 10)編碼速度要比AES加密編碼慢近70倍以上，進而作者明確指 出因為高的計算負擔(dān)，Shamir的秘密分享方案在普通數(shù)據(jù)的存儲領(lǐng)域幾乎沒用。所以更高 性能的秘密分享方案仍然是學(xué)術(shù)屆和產(chǎn)業(yè)屆的研究和應(yīng)用的一個重點。文獻[8]給出一個高效的用異或(XOR)就實現(xiàn)秘密分享的方案。但它不是理想的 秘密共享方案，而且每個參與者的份額尺寸是原秘密的組合數(shù)倍。最近Kurihara等在文 獻[1]給出一個優(yōu)秀的工作，只用XOR運算實現(xiàn)(k，η)閾值秘密共享方案，而且是完美的 和理想的。他們聲稱在門限(3，11)下，4. 5Μ字節(jié)數(shù)據(jù)的分享和還原速度比Shamir的方案 (GF (264)中)快 900 倍。但Kurihara等的方案有如下缺點1、當k越是接近η時，該方案的秘密分發(fā)和還原的計算量越大，效率低；2、即使有多于k個份額參與秘密還原，但還原的計算量不能減??；3、不允許參與者自己選擇持有的份額?，F(xiàn)有技術(shù)的參考文獻如下[1]Kurihara, J. , Kiyomoto, S. , Fukushima, K. , and Tanaka, Τ. :A New(k, η)-Threshold Secret Sharing Scheme and Its Extension. In Proceedings of the Ilthinternational Conference on information Security (Taipei, Taiwan)(2008)[2]Shamir, A. :How to share a secret. Commun. ACM 22 (11)，612-613 (1979)[3]Blakley,G. R. Safeguarding cryptographic keys. In :Proc. AFIPS, vol. 48, 313-317(1979)[4]Asmuth C. Bloom J. :A Modular Approach to Key Safeguarding. IEEE Trans. Information Theory,29(2),208-210(1983)[5]Karnin E D.Green J W. Hellman M Ε. :0n Sharing Secret System IEEE Trans. Information Theory,29 (1)，35-41(1983)[6]Τ. C. Wu and W. H. He :A geometric approach for sharing secrets. Computer and Security 14 (2)，135-145. (1995).[7]Subbiah,A. and Blough,D. M. :An approach for fault tolerant and secure data storage in collaborative work environments. In Proceedings of the 2005 ACM Workshop on Storage Security and Survivability. (2005).[8]M. Ito, A. Saito, and T. Nishizeki. :Secret sharing scheme realizing general access structure. In Proceedings of the IEEE Global Communication Conference(1987)[9]Gui-Liang Feng, Robert H. Deng, Feng Bao, Jia-Chen Shen :New Efficient MDS Array Codes for RAID Part I Reed-SoIomon-Like Codes for Tolerating Three Disk Failures, IEEE Transactions on Computers,54(9),1071-1080. (2005)

發(fā)明內(nèi)容
(一)要解決的技術(shù)問題 本發(fā)明要解決的技術(shù)問題是當k越是接近η時，如何減輕門限秘密分配裝置和還 原裝置的計算負荷，提高效率。( 二 )技術(shù)方案一種門限秘密信息分配方法，所述方法將一秘密信息？分成η個信息份額，包括以 下步驟SlOl 將所述秘密信息？分割成P-I份S(1，S1, S2,…，sp_2，并設(shè)置秘密信息向量 = Cw2’" V2)，P為大于或等于n-l的素數(shù)；S102 產(chǎn)生(k-1) X (p-1)個隨機信息串巧，其長度與？分割后的每一份長度相 同，并設(shè)置隨機串信息向量組己=( 而其中，0彡i彡P(guān)-2，11 = 1 =0,1,…， k-2, k 彡 η ；S103 產(chǎn)生一個運算矩陣 H(n_k+1)x(n+1)，所述 H(n_k+1)x(n+1)為(n-k+1) X (n+1)個塊的 二元分塊矩陣，每塊為(p-l)X(p-l)的矩陣；該矩陣不必保密可以公開。S104 根據(jù)所述、ξ和 H(n_k+1)x(n+1)計算出向量組藥2，其中，12 = k-1,k,-,n-l, 將4和 /2組成η個信息份額孓忑石,· · C^1，并通過秘密信道發(fā)送給η個不同的參與者。其中，所述步驟SlOl中將所述秘密信息？平均分割成P-I份。其中，所述隨機信息串ru為包含0和1的隨機串。
其中，所述步驟S103中二元運算矩陣H(n_k+1)x(n+1)產(chǎn)生方式為定義循環(huán)置換矩陣 EupUpxp ’當a= (b+u)mod ρ時ea,b取值為1，否則為0，其中0彡u彡p_l，0彡b彡p_l， e取值0或1 ；將巧去掉最后一行和最后一列得到《，其中m = p-1 ；將￡和單位矩陣Im組合成二元運算矩陣H
其中，當P彡η時，所述產(chǎn)生的二元運算矩陣H
其中，當P彡n+1時，所述產(chǎn)生的二元運算矩陣H(n_k+1)x(n+1)為 其中，所述步驟S104中具體計算方式為隨機串信息向量組4、所求的未知向量組乙和秘密信息向量泛組成向量組 &，4，&所述向量組‘4，《與所述H(n-k+1)x(n+1)的轉(zhuǎn)置矩陣作內(nèi)積，使內(nèi)積的結(jié)果全為0，計 算出C。。一種門限秘密信息還原方法，所述方法當至少同時已知上述k個信息份額時，還 原所述秘密信息？，包括以下步驟S201 產(chǎn)生所述二元運算矩陣H(n_k+1)x(n+1)作為還原矩陣；S202 根據(jù)所述k個信息份額(己
,Cn),該向量組和還原矩陣H
.Ctle)組成向量組 做內(nèi)積運算，
使內(nèi)積的結(jié)果全為0，計算出ξ,從而還原s0，S1, s2, ."sp_2，其中，0 ( tl，t2，...tk， tk+1 彡 n-1 ；
S203 將所述sQ，S1, S2,…sp_2按分割時的順序組合成秘密信息？。一種門限秘密 信息分配裝置，用于將秘密信息？分為η個信息份額，包括秘密信息分割裝置，用于將所述秘密信息 分割成ρ-1份:s0，S1, s2,…，sp_2,并設(shè) 置秘密信息向量泛=(而,S^yV^), P為大于或等于n-1的素數(shù)；隨機信息串產(chǎn)生裝置，用于產(chǎn)生(k-1) X (ρ-1)個隨機信息串ru，并設(shè)置隨機串 信息向量組4，其中，ο 彡 1 彡 P-2，11 = 1 = 0，1，…，k-2，k 彡 η ；運算矩陣產(chǎn)生裝置，用于產(chǎn)生一個運算矩陣H(n_k+1) x (n+1)，所述H(n_k+1) x (n+1)為 (n-k+1) X (n+1)個塊的二元分塊矩陣，每塊為(ρ-1) X (ρ-1)的矩陣；信息份額產(chǎn)生裝置，用于根據(jù)所述、泛和H(n_k+1) x (n+1)計算出向量組,其中，12 =k-1, k，…，n-1，將4和5/2組成η個信息份額. ,并通過秘密信道發(fā)送給η個 不同的參與者。一種門限秘密信息還原裝置，用于當至少同時已知上述分配裝置產(chǎn)生的k 個信息份額時，還原所述秘密信息？,包括還原矩陣產(chǎn)生裝置，用于所述運算矩陣H(n_k+1)x(n+1)作為還原矩陣；信息份額還原裝置，用于根據(jù)所述k個信息份額( ,P^2, ···,&)組成向量組 (C0,-' ,Cn,--,Ct2,--,ctk,ctk+x,-,Cn)，該向量組和還原矩陣 H(n_k+1)x(n+1)的轉(zhuǎn)置矩陣 做內(nèi)積運算，使內(nèi)積的結(jié)果全為0，計算出ξ,從而還原Stl，S1, S2, "·ν2，其中，0彡t7， t2,…tk, tk+1 ( n-1 ；秘密信息組合裝置，用于將所述Stl，S15S2,…sp_2按分割時的順序組合成秘密信息S。(三)有益效果本發(fā)明具有如下有益效果1、當k越是接近η時，本發(fā)明的門限秘密分配和還原裝置的計算負荷小，效率高；2、若有多于k個份額參與秘密還原，但還原裝置的計算負荷會減小；3、秘密分發(fā)和還原的過程本質(zhì)上是相同的，可用同一個部件(或程序)完成分發(fā) 和還原。


圖1是根據(jù)本發(fā)明實施例的一種門限秘密信息分配裝置結(jié)構(gòu)示意圖；圖2是根據(jù)本發(fā)明實施例的一種門限秘密信息還原裝置結(jié)構(gòu)示意圖；圖3是根據(jù)本發(fā)明實施例的一種門限秘密信息分配方法流程圖；圖4是圖3中方案為(k = 2，η = 4，ρ = 5)時秘密分發(fā)的圖形表示；圖5是根據(jù)本發(fā)明實施例的一種門限秘密信息還原方法流程圖。
具體實施例方式本發(fā)明提出的門限秘密信息分配、還原裝置及方法，結(jié)合附圖和實施例說明如下。如圖1所示，為本發(fā)明的門限秘密信息分配裝置，該裝置包括秘密信息分割裝 置，用于將所述秘密信息？(如高考試卷)分割成P-I份Stl，S1, S2,…，sp_2，并設(shè)置秘密 信息向量孓=0 ()，、&，····ν_2)，ρ為大于或等于n-1的素數(shù)，優(yōu)選分割方式為等長均分；隨≤
機信息串產(chǎn)生裝置，用于產(chǎn)生(k_l) X (p-1)個隨機信息串& 并設(shè)置隨機串信息向量組 其中，0彡i彡P(guān)_2，ll = 1 = 0,1,…，k-2，k彡n，隨機信息串優(yōu)選為 長度與等長均分后發(fā)每個Si相等且包含為0和1的隨機串；運算矩陣產(chǎn)生裝置，用于產(chǎn)生 一個運算矩陣H(n_k+1)x(n+1)，所述H(n_k+1)x(n+1)為(n-k+1) X (n+1)個塊的只包含0和1的二元 分塊矩陣，每塊為(p-l)X(p-l)的矩陣，該矩陣優(yōu)選為以單位塊矩陣及其循環(huán)置換矩陣為 子塊構(gòu)成的類范德蒙矩陣，最后構(gòu)成由0和1組成的(n-k+1) (p-1) X (n+1) (p-1)的二元矩 陣；該矩陣不必保密可以公開。信息份額產(chǎn)生裝置，用于根據(jù)所述《、ξ和H(n_k+1)x(n+1)計 算出向量組,其中，12 = k-Ι，k，…，n-1，將4和巧2組成η個信息份額孓， · · C^1 ,并通 過秘密信道發(fā)送給η個不同的參與者，或者參與者自己選擇持有的份額。如圖2所示，為本發(fā)明的門限秘密信息還原裝置，該裝置在已知上述分配裝置產(chǎn)生 的至少任意k個不同的信息份額時，可將秘密信息？還原，具體包括還原矩陣產(chǎn)生裝置，用 于產(chǎn)生上述運算矩陣H(n_k+1)x(n+1)，即該矩陣和分配裝置產(chǎn)生的矩陣完全相同，且必須相同； 信息份額還原裝置，用于根據(jù)所述k個信息份額,cn,-,Ctk )和還原矩陣H(n_k+1) x (n+1)還 原 ScpSnS2, —sp_2,(cn,c(2,···，《4)組成向量組(？0，·.. ,Cn,··· ,Ct2,··· ,Ctk,ctk+X,··· ,cn), 該向量組和還原矩陣H(n_k+1)x(n+1)的轉(zhuǎn)置矩陣做內(nèi)積運算，使內(nèi)積的結(jié)果全為0，計算出向量 ξ,從而還原SQ，S1，S2，...sp_2，其中，0彡tl，t2，…tk，tk+l彡Π-1 ；秘密信息組合裝置，用 于將所述Stl，S1, s2,…sp_2按分割時的順序組合成秘密信息？。本發(fā)明還公開了一種門限秘密信息分配方法，該方法將一秘密信息分配成η個 信息份額，當至少需要有任意k(k ^ η)個信息份額才能還原秘密信息？，如圖3所示，同樣 以高考試卷為例進行說明。步驟S101，將所述秘密信息？分割成p-1份，Stl，S1, S2,…sp_2，所述ρ為大于等于 n-1的素數(shù)。高考試卷作為秘密信息，在本發(fā)明的門限秘密信息分配裝置中以向量的形式 存儲，記為5，按上述步驟將云分割成P-I份，即Stl，Sl，s2，"·ν2。同時設(shè)置一個秘密信息向 量泛=(·5。，、·ν···ν2)。為了達到理想的秘密信息分配方案，本實施例中采用等長均分段方 式，即每份Si(C)≤i≤ρ-2)長度為d 1^，6/ = _/(/7-1),若不能整除，則可在末位補0。步驟S102，產(chǎn)生(k-1) X (p-1)個隨機信息串巧，1；同時設(shè)置一個隨機串信息向量 組4=0o，/而’"Vw)(共有個向量)，其中，0彡i彡p-2，11 = 1 = 0，1，…，k-2，其 中ru = {0，l}d，即為包含0和1的隨機數(shù)串，其每個ru長度與Si相同。步驟S103，產(chǎn)生一個運算矩陣 H(n_k+1) x (n+1)，所述 H(n_k+1) x (n+1)為(n-k+1) X (n+1)個 塊的二元分塊矩陣，每塊為(p-l)X(p-l)的矩陣，該矩陣不必保密可以公開。具體產(chǎn)生方 式為定義循環(huán)置換矩陣￡〗=(。，fc)pxp，當a= (b+u)mod ρ時ea,b取值為1，否則為0，其 中0u≤ρ-1，0≤b≤p-1，關(guān)于循環(huán)置換矩陣及其代數(shù)的定理的詳細證明可以參考[9]；將巧去掉最后一行和最后一列得到巧，其中m = p-1 ；將￡和單位矩陣Im組合成二元運算矩陣H(n_k+1) x (n+1)(類范德蒙矩陣)如下
當ρ 彡 η 時，H(n_k+1) x (n+1)還可以為
當ρ彡n+l時，H(n_k+1)x(n+1)還可以為 由此可見，矩陣H(n_k+1)x(n+1)的代數(shù)描述類似范德蒙矩陣，它是一個具有 (n-k+1) X (n+1)塊的分塊矩陣，每塊是mX m的子矩陣，所以實際上H是一個(n_k+l) mX (n+l)m的矩陣。步驟S104，根據(jù)所述&、ξ和H(n_k+1) x (n+1)計算出向量組(共有η-k+l個向量)， 其中，12 = k-1，k，…，n-1，具體計算方式為將^和^組成η個信息份額知^· · ,并 連同泛組成向量組孓忑石，“^^，計算公式如下( C0^C2,-. Cf^pCn ) X Η“+_ = 0( 1 )其中，&表示^《,..^^ 中前 k-1 個向量(11 = 1 = 0，1，...，k_2)， Cn 為
^4中的后η-k+l個所求的未知向量(12 = k-1, k，…，n-1)，根據(jù)上述計算公式 ⑴可解出&，從而生成η個信息份額，并將這η個信息份額通過秘密信道發(fā)送給η個不同 的參與者。乘號“X”在向量之間的操作為內(nèi)積運算，群(G, )=({0，1廣 )，即元素為長度 為d bit的二進制串(包含0和1的串)，內(nèi)積操作定義為令(G， )是像({0，1廣Θ)這樣 的交換群，0 是其單位元。令 geG，he {0，1}，定義hXg = gXh = g(if h = 1) |0(if h =0)，再令V = Ovvvvn4)是G中的向量，眾=(%, ···％])是{0,1}中的向量，定義群上 的向量與GF(2)上向量的內(nèi)積:wxv =Px W = O0 xv0)十O1 Xv1)十... (m^ XV—),由定義可見，整個內(nèi)積的計算只用XOR操作即可完成。 如考慮(k = 2，n = 4)的方案，即將上述高考試卷的信息分成4個信息份額，至少 需要任意2個信息份額時，即可還原。當η = 4時，則素數(shù)ρ可取值為5，將試卷信息云分成 4 份(s。，S1, s2, S3)，并設(shè)置一個秘密信息向量^ =(^,^,52^3)；生成(2-1) X (5-1) = 4 個 與si長度相同的包含0和1的隨機數(shù)串(!·_，rlj0, r2,0, r3,0)，并設(shè)置一個隨機串信息向量 4=^)，()，、(),、()，、())。根據(jù)步驟3103中的二元運算矩陣的產(chǎn)生方法，產(chǎn)生^^如下 由于此時ρ彡n+1,當然滿足ρ彡η和ρ彡n-1的條件，可以采用上述三種二元運
算矩陣H(n_k+1) χ (n+1)任意一種，此處以第三種二元運算矩陣H(n_k+1) x (n+1)為例，根據(jù)上述第三種 類范德蒙矩陣，產(chǎn)生的矩陣H3x5如下
根據(jù)公式(1)，得到以下計算方程
其中， 各為所求未知向量，如下表所示 表1 ，52，53，54的向量模式
10
上述計算中需要在GF(2)中求矩陣的逆，顯然這個逆矩陣也是一個二元矩陣， 所以整個計算也是XOR完成。最后將步驟S102隨機產(chǎn)生的向量&，連同剛剛計算出來的
，這4個分享份額通過秘密信道發(fā)送給η個參與者，或者參與者自己選擇持有的份 額。完成分享份額的產(chǎn)生和分發(fā)過程。上述門限秘密信息分配方法的效果可以用圖4來解釋，將(k-1) X (p-1)個d(bit) 的隨機串Ti, i連同p-1個d (bit)的Si放入一個ρ X (n+1)的陣列中，其中隨機串& x(0 ( 1彡k-2)依次放到前(k-Ι)列，最后把p-1份sQ，S1, s2, "^lrf放入最后一列，即第 n+1列。此外再假設(shè)所有在(k-Ι)列和n+1列中間的列為未知列(即每個元素都是未知量， 在求解時可以進行移項處理，如以下公式所示，其中(y0,ypy2)的計算在編碼領(lǐng)域 也成為伴隨式計算(the syndrome computation)。由此可見，整個計算只需要XOR計算。
需要計算出來的)。整個陣列滿足的條件是沿著從0到n-k的η-k+l種不同的斜率直線， 所過結(jié)點的異或和全為0。即沿著p-1條同樣斜率直線的異或和都為0。注意這里的下標 計算是在有限域GF(p)中進行的，所以圖4中的b，c都是同樣的a陣列壘起來的。信息分 發(fā)者計算完成后，將這陣列中的前η列的信息(即包含k-Ι個生成的隨機數(shù)列(columns)， 以及后來計算出來的η-k+l列的信息)作為η個共享份額(0</< -2)，通過秘密信道送 給η個參與者，完成秘密分發(fā)的過程。圖4為本發(fā)明的方案為(k = 2，η = 4，ρ = 5)時秘 密分發(fā)的圖形表示。本發(fā)明的門限秘密信息還原方法如圖5所示，當至少同時已知上述分配方法所述 k個信息份額時，還原所述秘密信息f。同樣以高考試卷信息云為例，包括以下步驟步驟S201，產(chǎn)生一個和分配時運算矩陣一樣的H(n_k+1)x(n+1)，所述Hkxn為 (η-k+l) X (n+1)個塊的二元分塊矩陣，每塊為(p-1) X (p-1)的矩陣，，該矩陣和秘密信息 分配時產(chǎn)生的矩陣(ρ彡n-l、p彡η和ρ彡n+1時的三種矩陣之一)完全相同。步驟S202，根據(jù)所述高考試卷信息5的k個信息份額,ct2,-,Ctk )和還原矩陣 、_1;+1)><(11+1)還原8(1，81，82，…sp_2，其中，0彡tl，t2，…tk彡n-1。具體計算方式與分配方 法中的計算方式相同，即利用公式⑴，只不過此時將已知的k個信息份額(‘,。,···，‘) 代入(1)式左邊的吞渴為，..L1式相應(yīng)的向量，而sQ，S1, s2, ...sp_2作為其中一個未知向量 來求解。步驟S203，將所述解出的Stl，S1, s2, -sp_2按分割時的順序組合成高考試卷的秘 fn 息《S ο由上述秘密信息分配和還原的方法可看出，二者計算公式一樣，所用的矩陣 H(n_k+1)x(n+1)也相同，即分配和還原方法的本質(zhì)是一樣的，因此，本發(fā)明的門限秘密信息分配 裝置和還原裝置，可以用一個裝置(即門限秘密信息分配裝置)來實現(xiàn)，只是在做分配和還 原時所知的向量不一樣。以上實施方式僅用于說明本發(fā)明，而并非對本發(fā)明的限制，有關(guān)技術(shù)領(lǐng)域的普通 技術(shù)人員，在不脫離本發(fā)明的精神和范圍的情況下，還可以做出各種變化和變型，因此所有 等同的技術(shù)方案也屬于本發(fā)明的范疇，本發(fā)明的專利保護范圍應(yīng)由權(quán)利要求限定。
權(quán)利要求
一種門限秘密信息分配方法，所述方法將一秘密信息分成n個信息份額，其特征在于，包括以下步驟S101將所述秘密信息分割成p-1份s0，s1，s2，…，sp-2，并設(shè)置秘密信息向量p為大于或等于n-1的素數(shù)；S102產(chǎn)生(k-1)×(p-1)個隨機信息串ri，l，其長度與分割后的每一份長度相同，并設(shè)置隨機串信息向量組其中，0≤i≤p-2，l1＝l＝0，1，…，k-2，k≤n；S103產(chǎn)生一個運算矩陣H(n-k+1)×(n+1)，所述H(n-k+1)×(n+1)為(n-k+1)×(n+1)個塊的二元分塊矩陣，每塊為(p-1)×(p-1)的矩陣；S104根據(jù)所述和H(n-k+1)×(n+1)計算出向量組其中，l2＝k-1，k，…，n-1，將和組成n個信息份額并通過秘密信道發(fā)送給n個不同的參與者。FSA00000169285700011.tif,FSA00000169285700012.tif,FSA00000169285700013.tif,FSA00000169285700014.tif,FSA00000169285700015.tif,FSA00000169285700016.tif,FSA00000169285700017.tif,FSA00000169285700018.tif,FSA00000169285700019.tif,FSA000001692857000110.tif
2.如權(quán)利要求1所述的門限秘密信息分配方法，其特征在于，所述步驟SlOl中將所述 秘密信息_？平均分割成P-I份。
3.如權(quán)利要求2所述的門限秘密信息分配方法，其特征在于，所述隨機信息串ru為包 含0和1的隨機串。
4.如權(quán)利要求1所述的門限秘密信息分配方法，其特征在于，所述步驟S103中二元運 算矩陣H(n_k+1) X (n+1) 產(chǎn)生方式為定義循環(huán)置換矩陣《=(、*)—，當a= (b+u)mod ρ時ea,b取值為1，否則為0，其中 0彡u彡ρ-1，0彡b彡p-l，e取值 或1 ；將巧去掉最后一行和最后一列得到五,其中m = p-1 ；將和單位矩陣Im組合成二元運算矩陣H
5.如權(quán)利要求4所述的門限秘密信息分配方法，其特征在于，當P > η時，所述產(chǎn)生的元運算矩陣H
6.如權(quán)利要求5所述的門限秘密信息分配方法，其特征在于，當ρ > n+1時，所述產(chǎn)生的二元運算矩陣H(n_k+1)x(n+1)為
7.如權(quán)利要求4 6中任一項所述的門限秘密信息分配方法，其特征在于，所述步驟 S104中具體計算方式為隨機串信息向量組《、所求的未知向量組茍2和秘密信息向量《組 成向量組4,4，4所述向量組,民與所述H(n-k+1)x(n+1)的轉(zhuǎn)置矩陣作內(nèi)積，使內(nèi)積的結(jié)果 全為0，計算出 /2。
8、一種門限秘密信息還原方法，所述方法當至少同時已知權(quán)利要求1所 述的k個信息份額時，還原所述秘密信息？,其特征在于，包括以下步驟 S201 產(chǎn)生所述二元運算矩陣H(n_k+1)x(n+1)作為還原矩陣；S202根據(jù)所述k個信息份額(？n, ,2,···,己)組成向量組 (5。,··· ,C11,---，、’…，‘，4+1,…’乙)，該向量組和還原矩陣H(n_k+1)x(n+1)的轉(zhuǎn)置矩陣做內(nèi)積運算，使內(nèi)積的結(jié)果全為0，計算出《，從而還原Stl，Sl，s2，"·ν2，其中，0彡tl，t2，… tk, tk+1 ( n-1 ；S203 將所述Stl，S1, s2,…sp_2按分割時的順序組合成秘密信息？。
9.一種門限秘密信息分配裝置，用于將秘密信息？分為η個信息份額，其特征在于，包括秘密信息分割裝置，用于將所述秘密信息 分割成P-I份=Stl，S1, s2,…，sp_2,并設(shè)置秘 密信息向量孓=( Λ，·52，····ν2)，Ρ為大于或等于n-1的素數(shù)；隨機信息串產(chǎn)生裝置，用于產(chǎn)生(k-1) X (p-1)個隨機信息串ru，并設(shè)置隨機串信息 向量組4 =(TojW2J)，其中，0 彡 i 彡 p-2，11 = 1 = 0，1，…，k_2，k 彡 η ；運算矩陣產(chǎn)生裝置，用于產(chǎn)生一個運算矩陣H(n_k+1)x(n+1)，所述H(n_k+1)x(n+1)為 (n-k+1) X (n+1)個塊的二元分塊矩陣，每塊為(p-1) X (p-1)的矩陣；信息份額產(chǎn)生裝置，用于根據(jù)所述《、ξ和H(n_k+1)x(n+1)計算出向量組其中，12 = k-l，k，·..，11-1，將4和5/2組成η個信息份額-I1，并通過秘密信道發(fā)送給η個不同 的參與者。
10.一種門限秘密信息還原裝置，用于當至少同時已知權(quán)利要求7所述k個信息份額 時，還原所述秘密信息？，其特征在于，包括還原矩陣產(chǎn)生裝置，用于所述運算矩陣H(n_k+1)x(n+1)作為還原矩陣； 信息份額還原裝置，用于根據(jù)所述k個信息份額(‘，‘,···，&)組成向量組 ，…，‘，…，, · ··，&，，…，己)，該向量組和還原矩陣H(n_k+1) x (n+1)的轉(zhuǎn)置矩陣做 內(nèi)積運算，使內(nèi)積的結(jié)果全為0，計算出ξ,從而還原Stl，Sl，s2，"·ν2，其中，0彡tl，t2，… tk, tk+1 ( n-1 ；秘密信息組合裝置，用于將所述Stl，S1, s2,…sp_2按分割時的順序組合成秘密信息？。
全文摘要
本發(fā)明公開了一種門限秘密信息分配方法，將秘密信息分成n個信息份額，包括將秘密信息分割成p-1份，p為素數(shù)且大于等于n-1；產(chǎn)生(k-1)×(p-1)個隨機信息串；產(chǎn)生一個(n-k+1)×(n+1)個塊的二元運算矩陣；根據(jù)p-1份秘密信息、隨機信息串和二元運算矩陣生成n個信息份額，并分發(fā)到n個參與者。本發(fā)明還公開了一種門限秘密信息還原方法，當已知至少任意k個信息份額時，將秘密信息還原。本發(fā)明還公開了一種門限秘密信息分配裝置和還原裝置。本發(fā)明當k越是接近n時，本發(fā)明的門限秘密分配和還原裝置的計算負荷小，效率高；且分配和還原可用同一裝置來完成。
文檔編號H04L9/32GK101882992SQ201010211898
公開日2010年11月10日 申請日期2010年6月21日 優(yōu)先權(quán)日2010年6月21日
發(fā)明者伍強, 呂春利, 孫明理, 孫秀麗, 田立軍 申請人:中國農(nóng)業(yè)大學(xué)