彭維平，熊長可，賀軍義，宋 成

(河南理工大學(xué) 計(jì)算機(jī)科學(xué)與技術(shù)學(xué)院，河南 焦作 454003)

1 引 言

車輛自組織網(wǎng)絡(luò)[1](Vehicular Ad-hoc Network，VANET)作為智能交通系統(tǒng)的一項(xiàng)核心技術(shù)，在道路交通緊急事件信息實(shí)時(shí)傳播、輔助安全駕駛、車輛間信息交互和共享等領(lǐng)域發(fā)揮了重要作用.車輛間遵循專用短程通信協(xié)議[2](Dedicated Short-Range Communications，DSRC)，但其位置、速度、方向及道路狀況等信息的傳輸采用廣播方式[3,4]，使得用戶間傳輸?shù)碾[私信息極易被惡意者截獲導(dǎo)致信息泄露，并且由于車輛的高速移動(dòng)性和基礎(chǔ)設(shè)施的不完善，服務(wù)連接的可靠性較弱，也極易遭受重放及欺騙等攻擊.針對車聯(lián)網(wǎng)隱私信息保護(hù)問題，文獻(xiàn)[5]介紹了基于加密的隱私保護(hù)技術(shù).Zhang[6]等人提出匿名認(rèn)證的方法，但該方案在保護(hù)信息安全的同時(shí)使得消息傳輸時(shí)/空間開銷增加，實(shí)時(shí)性差，且過于依賴車輛的防篡改的硬件裝置.為降低時(shí)/空間開銷、提高消息傳輸效率，Harn[7]提出批量認(rèn)證的思想，但僅能實(shí)現(xiàn)同一用戶的批量消息認(rèn)證.文獻(xiàn)[8]構(gòu)建了一個(gè)基于用戶身份隱私的VANET安全系統(tǒng)，實(shí)現(xiàn)了對多車輛的多條消息批量認(rèn)證，但出現(xiàn)安全事故時(shí)TA無法獲取惡意者的真實(shí)身份，不能實(shí)現(xiàn)抗抵賴.為實(shí)現(xiàn)不依賴于車輛防篡改裝置等硬件設(shè)備的多種類型的批量消息驗(yàn)證，SPECS[9]等提出了一個(gè)基于軟件的批量消息認(rèn)證方案，該方案具有較低的消息傳輸時(shí)/空間開銷，但b-SPECS+[10]證明SPECS方案不能抗偽裝攻擊.以上方案中TA通常為汽車制造商或者運(yùn)輸管理部門，認(rèn)證過程由TA完全掌控，存在權(quán)威欺騙.因此，文獻(xiàn)[11]提出了一個(gè)無可信中心的認(rèn)證方案，但該方案認(rèn)證步驟較為繁瑣，時(shí)/空間開銷較大.

邊緣計(jì)算作為一種遠(yuǎn)離網(wǎng)絡(luò)中心處理數(shù)據(jù)的新型計(jì)算模型[12]，采用靈活的任務(wù)卸載和資源共享機(jī)制，在邊緣終端節(jié)點(diǎn)上即可實(shí)現(xiàn)敏感信息的處理，數(shù)據(jù)無需遠(yuǎn)傳到云中心，為解決車聯(lián)網(wǎng)中實(shí)時(shí)性、隱私性和高移動(dòng)性的需求提供了一種有效途徑[13,14].但由于計(jì)算模式不同，傳統(tǒng)的基于云環(huán)境下的VANET模式無法直接移植到邊緣計(jì)算場景中，需結(jié)合邊緣計(jì)算的特性設(shè)計(jì)新的方案.另外，在車聯(lián)網(wǎng)應(yīng)用場景下，RSU部署區(qū)可能存在多個(gè)RSU服務(wù)范圍交叉重疊[15]，當(dāng)車輛移動(dòng)速度較快，對于視頻等長報(bào)文需要經(jīng)過多個(gè)RSU才能完成完整的服務(wù)，因而還需要考慮RSU的安全.

基于車聯(lián)網(wǎng)隱私保護(hù)中存在的問題，本文提出一種面向邊緣計(jì)算的車聯(lián)網(wǎng)身份隱私保護(hù)認(rèn)證方案.該方案首先選擇一個(gè)MEC服務(wù)器作為系統(tǒng)的TA；然后，運(yùn)用橢圓曲線上的雙線性對性質(zhì)對OBU及RSU等終端進(jìn)行匿名化、簽名等處理，針對不同的消息認(rèn)證類型，不僅實(shí)現(xiàn)單消息認(rèn)證還實(shí)現(xiàn)了批量消息認(rèn)證；最后，當(dāng)出現(xiàn)安全事故需TA對OBU及RSU去匿名時(shí)，根據(jù)傳遞消息的時(shí)間戳定位到TA的真實(shí)身份MECi服務(wù)器，還原出惡意者的真實(shí)身份，且該惡意者無法抵賴.

2 相關(guān)知識(shí)

2.1 本方案符號(hào)說明

本方案相關(guān)符號(hào)的代表含義如表1所示.

表1 符號(hào)說明Table 1 The explanation of symbols

2.2 雙線性對

設(shè)G1為加法循環(huán)群，G2為乘法循環(huán)群，G1和G2的階均為大素?cái)?shù)q，雙線性對G1×G1→G2有以下性質(zhì)：

對稱性：?P,Q∈G1,e(P,Q)=e(Q,P).

非退化性：?P,Q∈G1，滿足e(P,Q)≠1.

可計(jì)算性：?P,Q∈G1，存在一個(gè)有效的算法在多項(xiàng)式時(shí)間內(nèi)計(jì)算出e(P,Q).

3 應(yīng)用模型

3.1 模型構(gòu)建

為滿足邊緣計(jì)算場景下車聯(lián)網(wǎng)信息服務(wù)的實(shí)時(shí)性和可靠性，被服務(wù)車輛需在相鄰RSU服務(wù)覆蓋范圍邊緣完成高效切換，通常在部署RSU時(shí)采取邊緣交叉覆蓋的方式，構(gòu)建系統(tǒng)模型如圖1所示.

圖1 VANET系統(tǒng)模型Fig.1 System model of VANET

該模型的主要構(gòu)成部分及其功能如下所示：

TA：主要實(shí)現(xiàn)系統(tǒng)安全參數(shù)的生成和發(fā)布，OBU和RSU的注冊、管理、追溯等.

OBU：按照專用短程通信協(xié)議與RSU和其它OBU通信，實(shí)現(xiàn)節(jié)點(diǎn)密鑰存儲(chǔ)、消息加/解密等.

RSU：收集從OBU及其它RSU發(fā)送的信息，為OBU提供服務(wù)，并對消息加/解密等.

3.2 RSU服務(wù)覆蓋范圍

在車聯(lián)網(wǎng)系統(tǒng)中，為保證被服務(wù)車輛在相鄰兩個(gè)RSU信號(hào)服務(wù)覆蓋范圍邊緣的高效切換，部署RSU時(shí)會(huì)采取邊緣交叉覆蓋的方式.

設(shè)RSU0,RSU1,RSU2的信號(hào)強(qiáng)度及其覆蓋范圍如圖2所示.從A點(diǎn)到B點(diǎn)RSU0的信號(hào)強(qiáng)度高于RSU1，從B點(diǎn)到C點(diǎn)RSU1的信號(hào)強(qiáng)度高于RSU0.從A點(diǎn)到C點(diǎn)是RSU0和RSU1的信號(hào)交叉覆蓋的范圍，理論上在此區(qū)間OBU會(huì)選擇當(dāng)前信號(hào)最強(qiáng)和計(jì)算能力最高的RSU服務(wù).

圖2 RSU0,RSU1,RSU2的信號(hào)強(qiáng)度和覆蓋范圍Fig.2 Signal strength and service coverage of RSU0,RSU1,RSU2

假設(shè)在某一時(shí)刻T=t0，MEC、RSU和OBU的服務(wù)覆蓋范圍如圖3所示.其中，RSU0,RSU1,…,RSUi在MEC0的服務(wù)覆蓋范圍內(nèi)，OBU0,OBU1,OBU2,…,OBUi在RSU0的信號(hào)覆蓋范圍內(nèi)，OBU3,OBU4,OBU5,…,OBUj在RSU1的信號(hào)覆蓋范圍內(nèi)，OBU6,OBU7,OBU8，…，OBUk在RSU2的信號(hào)覆蓋范圍內(nèi)，且OBU3,OBU4在RSU0和RSU1的信號(hào)覆蓋交叉范圍內(nèi)， 假設(shè)OBU0,OBU3,OBU5,OBU7向右行駛，OBU1,OBU4,OBU6，OBU8向左行駛，OBU2停止不動(dòng).

圖3 T=t0時(shí)刻RSU0,RSU1,RSU2信號(hào)覆蓋范圍內(nèi)的OBUFig.3 OBU of RSU0,RSU1,RSU2signal coverage when T=t0

經(jīng)過Δt后，OBU5移動(dòng)到RSU2的信號(hào)覆蓋范圍內(nèi)，OBU6移動(dòng)到RSU1的信號(hào)覆蓋范圍內(nèi)，其他的OBU仍在T=t0時(shí)刻相應(yīng)RSU的信號(hào)覆蓋范圍內(nèi)，如圖4所示.

圖4 T=t0+Δt時(shí)刻RSU0,RSU1,RSU2信號(hào)覆蓋范圍內(nèi)的OBUFig.4 OBU of RSU0,RSU1,RSU2signal coverage when T=t0+Δt

4 認(rèn)證方案

本方案主要分為5個(gè)部分：

1)從n個(gè)MEC服務(wù)器中選擇一個(gè)MECi服務(wù)器作為本周期系統(tǒng)的TA；

2) TA分配系統(tǒng)參數(shù)，且對OBU及RSU做匿名處理；

3)發(fā)送消息者根據(jù)自身私鑰對消息簽名；

4)單消息簽名驗(yàn)證，若驗(yàn)證通過則接收此消息，否則丟棄此消息；批量消息驗(yàn)證，若驗(yàn)證通過則接受此批次所有消息，否則丟棄所有消息；

5)當(dāng)出現(xiàn)安全事故時(shí)，由TA的真實(shí)身份MECi服務(wù)器對OBU及RSU去匿名，追蹤出惡意者.

4.1 選擇TA

算法 1.MECi服務(wù)器選擇為TA

//k個(gè)MEC服務(wù)器分別選擇自身公/私鑰

1. if(k>0 &&k<=n)

2. for(m=1;m<=k;m++)

4.Pum=xmP; //MECm的公鑰

5. end for;

6.R0={x1P,x2P,…,xkP}; //環(huán)公鑰

7. 選擇i;

8. if(i>0 &&i<=k)

12. end if;

14. if(v>0 &&v<=k)

15. for(s=0;s<=v;s++)

16. if(s!=i)

18. end if;

19. end for;

//xs為MECs服務(wù)器的私鑰

21.ξi=d-∑s≠iξs;

22.λ=t-ξixi;

24.k-1個(gè)服務(wù)器判斷(1)是否成立；

(1)

27. end if;

28. end if;

29. end if;

4.2 系統(tǒng)初始化和消息簽名

算法 2.系統(tǒng)初始化和消息簽名

輸入:TA生成的階為q的加法循環(huán)群G1和乘法循環(huán)群G2，且符合雙線性對G1×G1→G2，G1的兩個(gè)生成元P和Q.OBU的總數(shù)量a，RSU的總數(shù)量b.

輸出:OBUi的簽名{OIDi,Si,Mi,Ti}.

2.Ppub1=s1P;

3.Ppub2=s2P; //Ppub1和Ppub2是系統(tǒng)公鑰

4. TA發(fā)送系統(tǒng)參數(shù)(G1,G2,q,P,Q,Ppub1,Ppub2)給每一個(gè)OBU 和RSU

//為實(shí)現(xiàn)OBU和RSU的身份隱私保護(hù)，本文通過TA為每一個(gè)設(shè)備進(jìn)行匿名處理

5. for(c=1;c<=a;c++)

//OBUc向TA提供自身的身份信息，且TA審核OBUc提供的身份信息，為其生成唯一的用戶名RIDc，同時(shí)保存該OBUc的用戶名到用戶信息列表L1

6.OIDc=RIDc⊕h1(s1Ppub2); //OBUc的匿名

7. end for;

8. for (d=1;d<=b;d++)

//RSUd向TA提供自身的身份信息, TA審核該身份信息，生成唯一用戶名SIDd，且保存該用戶名到用戶信息列表L2

12. end for;

//OBUi為消息發(fā)送者，(i<0≤a)

13.SKi=s2h1(OIDi‖Ti)Q;

//SKi是OBUi的私鑰，Ti系統(tǒng)當(dāng)前時(shí)刻

14.Si=σdSKi+h2(Mi)Q;

15.OBUi向RSUd發(fā)送Mi的簽名{OIDi,Si,Mi,Ti};

16. return{OIDi,Si,Mi,Ti};

17. end;

4.3 簽名驗(yàn)證

根據(jù)單次待驗(yàn)證消息的數(shù)量，消息驗(yàn)證可分為單消息驗(yàn)證和批量消息驗(yàn)證.根據(jù)批量待驗(yàn)證消息的類別[16]，又可分為對同一車輛的不同消息認(rèn)證、對不同車輛的同一消息認(rèn)證和對不同車輛的不同消息認(rèn)證等三種類型.

本文提出的驗(yàn)證方案實(shí)現(xiàn)了單消息驗(yàn)證和批量消息驗(yàn)證，并且上述三種類型的批量消息驗(yàn)證在本文中均適用.

4.3.1 單消息簽名驗(yàn)證

接收者RSUd收到單條消息，則執(zhí)行單消息驗(yàn)證.單消息認(rèn)證的步驟如算法3所示.

算法 3.單消息簽名驗(yàn)證

輸入:OBUi對Mi的簽名{OIDi,Si,Mi,Ti}，及簽名的接收者RSUd的匿名UIDd.

輸出:RSUd接收或丟棄此消息.

1. if(ΔT<=Tk-Ti)

//Tk為接收到消息的時(shí)刻，ΔT為允許消息時(shí)延

(2)

3.RSUd接收此消息；

4. else

5.RSUd丟棄此消息；

6. end if;

4.3.2 批量消息簽名驗(yàn)證

若RSUd同時(shí)收到多條消息，則執(zhí)行批量驗(yàn)證.批量驗(yàn)證的步驟如算法4所示.

算法 4.批量消息簽名驗(yàn)證

輸入:要驗(yàn)證消息的數(shù)量n，每一個(gè)消息的簽名{OIDi,Si,Mi,Ti}，及簽名接收者RSUd的匿名UIDd.

輸出:RSUd接收或丟棄所有消息.

1. for(i=1;i<=n;i++)

2. if(ΔT<=Tk-Ti)

3. 選擇隨機(jī)數(shù)Vi;

//Vi∈[1-2x],x是一個(gè)很小的負(fù)數(shù)，Vi的計(jì)算開銷可忽略不計(jì)

4. end if;

5. end for;

(3)

8. if(A=B)

9.RSUd接收此批量消息；

10. else

11.RSUd丟棄此批量消息；

12. end;

4.4 去匿名化

當(dāng)出現(xiàn)安全事故需要追究責(zé)任時(shí)，為了找出真正的惡意者，TA需還原出OBU和RSU的真實(shí)身份，撤銷其在車聯(lián)網(wǎng)中的匿名.

4.4.1 TA去匿名

(4)

(5)

(6)

4.4.2 OBU去匿名

Step 1.TA根據(jù)系統(tǒng)私鑰s1執(zhí)行運(yùn)算：

RIDi′=OIDi⊕h1(s1Ppub2)

(7)

Step 2.TA通過RIDi′的取值，查詢用戶信息列表L1即可獲得該用戶的真實(shí)身份信息.OBU的用戶名RIDi具備唯一性，因此惡意者無法抵賴，可實(shí)現(xiàn)追蹤.

系統(tǒng)私鑰由TA保存，除TA外其他任意者計(jì)算系統(tǒng)私鑰屬于離散對數(shù)難題.

4.4.3 RSU去匿名

與OBU去匿名同理，RSU去匿名如下所示：

Step 1.TA根據(jù)系統(tǒng)私鑰s2執(zhí)行以下運(yùn)算：

Step 2.TA通過SIDd′的取值，查詢用戶信息列表L2即可獲得該RSU的真實(shí)身份信息.RSU的用戶名SIDd也具備唯一性，因此可實(shí)現(xiàn)追蹤.

5 方案分析

5.1 正確性分析

5.1.1 TA身份的正確性分析

本方案TA身份的正確性只需驗(yàn)證式(1)是否成立即可.

等式成立，因此該MECi服務(wù)器即為本周期的TA.

5.1.2 單車輛簽名驗(yàn)證的正確性分析

本方案單車輛認(rèn)證的正確性只需驗(yàn)證式(2)是否成立即可.

e(Si,P)=e(σdSKi+h2(Mi)Q,P)

=e(σds2h1(OIDi‖Ti)Q+h2(Mi)Q,P)

=e(σds2h1(OIDi‖Ti)P+h2(Mi)P,Q)

=e(σdPpub2h1(OIDi‖Ti)+h2(Mi)P,Q)

等式成立，故單車輛驗(yàn)證的正確性成立.

5.1.3 批量簽名驗(yàn)證的正確性分析

本方案批量認(rèn)證的正確性只需驗(yàn)證式(3)是否成立即可.

等式成立，故批量驗(yàn)證的正確性成立，在有且僅有每條消息都有效的情況下，批量驗(yàn)證才通過.

5.1.4 OBU和RSU追溯的正確性

本方案OBU的匿名為OIDi=RIDi⊕h1(s1Ppub2)，由TA根據(jù)車輛自身提供的相關(guān)身份證明生成，其中s1是系統(tǒng)私鑰，有且僅有TA擁有，且TA是安全的.因此，OBU追溯的正確性成立.

5.2 安全性分析

5.2.1 不可鏈接性

定義1.鏈接游戲

Step 1.挑戰(zhàn)者A根據(jù)密鑰生成算法計(jì)算得到系統(tǒng)的公鑰和私鑰組(Ppub1,s1),(Ppub2,s2)以及系統(tǒng)的公共參數(shù)(G1,G2,q,P,Q,Ppub1,Ppub2)；

Step 2.挑戰(zhàn)者A選取兩個(gè)內(nèi)容完全不同但長度相同的消息m0和m1；

Step 3.系統(tǒng)選擇隨機(jī)數(shù)a∈{0,1}，將ma和m1-a分別通過安全信道秘密發(fā)送給A0和A1，且挑戰(zhàn)者無從獲取a；

Step 4.A0和A1分別執(zhí)行本文的簽名方案η；

Step 5.若A0和A1輸出的兩個(gè)有效簽名ωa和ω1-a分別與消息ma和m1-a對應(yīng)，則將ωa和ω1-a按照隨機(jī)順序發(fā)送給挑戰(zhàn)者A；否則，返回給挑戰(zhàn)者符號(hào)$，表示無用消息；

Step 6.挑戰(zhàn)者A假定ωa是來自于a′，如果a′=a，則表明A贏得此場游戲.

定理1.設(shè)在多項(xiàng)式時(shí)間內(nèi)，挑戰(zhàn)者A贏得該游戲的概率可忽略不記，則稱本方案具有不可鏈接性.

如果挑戰(zhàn)者A在執(zhí)行完上述鏈接游戲后得到是符號(hào)$，則表明A獲得的是無用消息.

綜上所述，本文方案實(shí)現(xiàn)了不可鏈接性.

5.2.2 不可偽造性

不可偽造性指攻擊者在多項(xiàng)式時(shí)間內(nèi)偽造出有效消息簽名的概率可忽略不記.

定義2.隨機(jī)預(yù)言機(jī)模型

隨機(jī)預(yù)言模型[17](Random oracle model，ROEM)有列表Lin和Lout，其中，Lin中包含所有可能的問題，Lout中包含Lin問題中的所有答案.隨機(jī)預(yù)言機(jī)模型是一種散列函數(shù)H:{0,1}*→{0,1}n，滿足下列性質(zhì)：

1)一致性：輸入值與輸出值唯一對應(yīng)；

2)均勻分布性：輸出值在取值空間呈均勻分布，且無碰撞；

3)可計(jì)算性：在多項(xiàng)式時(shí)間內(nèi)能夠計(jì)算得到輸出值.

定義3.多一偽造性

對于概率多項(xiàng)式隨機(jī)算法polynomial(k)，存在任意整數(shù)l，有l(wèi)=polynomial(k)，k是該算法絕對安全的參數(shù).多一偽造[18]指在一個(gè)簽名方案中，有一個(gè)概率多項(xiàng)式時(shí)間算法在與簽名者進(jìn)行l(wèi)次交換信息后能夠以不可忽略的概率計(jì)算出l+1個(gè)有效的簽名.

定義4.CDH假設(shè)

Diffie-Hellman算法中關(guān)于(Computational Diffie-Hellman，CDH)問題的困難性，由有限循環(huán)群上的CDH假設(shè)(Computational Diffie-Hellman Assumption，CDHA)保證[19].即在有限循環(huán)群G上解決離散對數(shù)問題理論上是不可實(shí)現(xiàn)的.

定義5.選擇目標(biāo)的CDH假設(shè)

目標(biāo)預(yù)言機(jī)(Target oracle, TOE)：隨機(jī)選擇K∈G，將K作為輸出.

幫助預(yù)言機(jī)(Help oracle, HOE)：輸入給定的元素K∈G，計(jì)算Z=aK，將Z作為輸出.

如果攻擊者B在詢問qg次目標(biāo)預(yù)言機(jī)和qh次幫助預(yù)言機(jī)后，能以不可忽略的概率輸出j對元組{(K1,Z2),…,(Kj,Zj)}，且滿足Zi=aKi，1≤i≤j，qh

假設(shè)證明，攻擊者B無從找到一個(gè)多項(xiàng)式時(shí)間算法能夠以不可忽略的概率解決CDH難題.

證明：本文方案具有不可偽造性.

假設(shè)攻擊者B能夠在本文方案中解決選擇目標(biāo)CDH假設(shè)難題，同時(shí)存在另一個(gè)攻擊者C與B有相同的能力.基于以上兩個(gè)預(yù)言機(jī)，本文構(gòu)造出散列預(yù)言機(jī)O1和簽名預(yù)言機(jī)O2供攻擊者C查詢，步驟如下所：

Step 1.初始化

設(shè)方案的公共參數(shù)為(G1,G2,q,P,Q,Ppub1,Ppub2).Ppub2=aP，(P,aP)是選擇目標(biāo)CDH假設(shè)的一個(gè)攻擊目標(biāo)，Ppub1=s1P，攻擊者C擁有系統(tǒng)私鑰s1.C有權(quán)利訪問TOE T1和HOE H1.攻擊者B借助HOE查詢散列值，借助TOE查詢簽名.

Step 2.查詢散列預(yù)言機(jī)O1

攻擊者B向幫助預(yù)言機(jī)H1查詢列表(OID,S,M)的散列值，同時(shí)攻擊者C在列表Lin中查詢是否存在列表(OID,S,M)，如果存在，則將其作為索引放在列表Lout中用以檢索K，且將K返回給B；否則C會(huì)通過查詢散列預(yù)言機(jī)O1，獲得隨機(jī)參數(shù)K∈G1發(fā)送給B，并將(OID,S,M)存儲(chǔ)在列表Lin中，將K作為(OID,S,M)的散列值存儲(chǔ)在Lout中.

Step 3.查詢簽名預(yù)言機(jī)O2

攻擊者B將σ1、OID1、T1作為輸入以謀獲簽名消息，攻擊者C首先將OID1作為簽名O2的輸入，以得到T1=ah1(OID1‖T1)Q；接著，計(jì)算T=σ1T1+h2(M1)Q，將T作為輸出，且發(fā)送給B.

攻擊者B向TOE H1和HOE T1分別完成qr和qs次詢問后，如果B能夠準(zhǔn)確輸出l個(gè)有效的簽名(OID1,S1,M1,T1),…,(OIDl,Sl,Ml,Tl)，qr

因此，本方案具有不可偽造性，避免了攻擊者偽造認(rèn)證消息內(nèi)容擾亂認(rèn)證秩序的破壞.

5.2.3 前向安全性和后向安全性

5.2.4 抵抗重放攻擊

本方案中整個(gè)車載網(wǎng)系統(tǒng)的時(shí)鐘保持同步，OBU在發(fā)送認(rèn)證消息時(shí)每次都會(huì)產(chǎn)生一個(gè)時(shí)間戳，如果攻擊者重放此消息，則此時(shí)間戳?xí)鄬h(yuǎn)離當(dāng)前時(shí)刻，接收者將會(huì)舍棄此條信息，從而達(dá)到抵抗重放攻擊的目的.

與現(xiàn)有典型文獻(xiàn)[20-22]對比可知，本文方案綜合實(shí)現(xiàn)了不可鏈接性、不可偽造性、保證了前向安全性和后向安全性、能夠抵抗重放攻擊且實(shí)現(xiàn)了OBU和RSU的可追溯性，如表2所示.其中，“√”表示該方案滿足所對應(yīng)的特性，“×”表示不滿足.

表2 安全性分析Table 2 Security analysis

5.3 效率分析

5.3.1 時(shí)間復(fù)雜度分析

時(shí)間復(fù)雜度主要指方案中加密操作的時(shí)間成本，其他時(shí)間開銷忽略不記.設(shè)n代表傳輸消息的數(shù)量，Tpar表示一次雙線性對運(yùn)算所用的時(shí)間，Tpar-bp表示一次雙線性對上的點(diǎn)乘運(yùn)算所用的時(shí)間，Tmul表示一次橢圓曲線上點(diǎn)乘運(yùn)算所用的時(shí)間，Tmtp表示一次哈希運(yùn)算所用的時(shí)間，Tmac表示一次計(jì)算消息驗(yàn)證碼運(yùn)算所用的時(shí)間.參照文獻(xiàn)[23]，在Intel Core (TM) 2 Duo CPU @ 2.4GHz環(huán)境下，通過統(tǒng)計(jì)100次消息加密認(rèn)證后得到各類運(yùn)算所需的時(shí)間.其中，Tpar為40.7ms，Tpar-bp為17.1ms，Tmul為5.4ms，Tmtp為6us，Tmac為16.7us.單消息認(rèn)證時(shí)間復(fù)雜度分析和批量消息認(rèn)證時(shí)間復(fù)雜度分析如表3和表4所示.

表3 單消息認(rèn)證時(shí)間復(fù)雜度分析Table 3 Time complexity analysis of single message authentication

表4 批量消息認(rèn)證時(shí)間復(fù)雜度分析Table 4 Time complexity analysis of batch message authentication

由表3可知，本文方案在單消息驗(yàn)證方面相比于文獻(xiàn)[20-22]，分別減少了176.1ms、5.4407ms、47ms.同等條件下本文的加密簽名方案使用的時(shí)間最短.

由表4可知，本文的批量消息驗(yàn)證方案在消息數(shù)量n≤4時(shí)優(yōu)于文獻(xiàn)[20]，消息數(shù)量為任意多個(gè)時(shí)優(yōu)于文獻(xiàn)[21]、[22]，在一定程度上解決了車聯(lián)網(wǎng)中短時(shí)間內(nèi)實(shí)現(xiàn)大量消息認(rèn)證耗時(shí)較長的瓶頸.

5.3.2 通信復(fù)雜度分析

通信復(fù)雜度指發(fā)送消息的比特?cái)?shù)，只包含通信消耗，不包含本地消耗.假設(shè)傳送的原始信息大小為20bytes.通信復(fù)雜度如表5所示，其中，“*”表示方案可根據(jù)簽名恢復(fù)出原消息.

表5 通信復(fù)雜度分析Table 5 Analysis of communication complexity

由表5可知，本文方案在通信復(fù)雜度方面相比于文獻(xiàn)[20-22]分別減少了102 bytes，148 bytes，133 bytes.

6 仿真實(shí)驗(yàn)

車聯(lián)網(wǎng)隱私保護(hù)方案中用戶之間傳遞的消息均具有時(shí)效性，一個(gè)高效的認(rèn)證方案需要有較低的消息丟失率和延遲.平均消息丟失率(Average Message Loss Rate，ALR)和平均消息延遲(Average Message Delay，AMD)是衡量車聯(lián)網(wǎng)效率優(yōu)劣的兩個(gè)重要因素[19].ALR和AMD的值越小，代表方案的性能越優(yōu)越.本方案中ALR和AMD的計(jì)算如公式(8)和公式(9)所示.

(8)

(9)

本方案所使用的仿真實(shí)驗(yàn)參數(shù)如表6所示.

表6 仿真實(shí)驗(yàn)參數(shù)Table 6 Parameters of simulation experiment

首先，分別設(shè)定不同的車輛節(jié)點(diǎn)數(shù)和車輛最大行使速度，根據(jù)表6中相關(guān)參數(shù)初始化實(shí)驗(yàn)?zāi)M場景，隨機(jī)生成各車輛節(jié)點(diǎn)的位置坐標(biāo)，根據(jù)隨機(jī)種子確定所要傳輸數(shù)據(jù)包的總數(shù)量；然后，通過模擬某一設(shè)定時(shí)間段內(nèi)任意兩個(gè)車輛節(jié)點(diǎn)間的消息傳輸，得到所有成對車輛節(jié)點(diǎn)間消息是否成功傳輸標(biāo)識(shí)以及消息傳輸延遲時(shí)間的數(shù)據(jù)集；最后，統(tǒng)計(jì)得到平均消息丟失率ALR和平均消息延遲AMD.

ALR、AMD隨著自組網(wǎng)內(nèi)車輛節(jié)點(diǎn)數(shù)量的變化情況分別如圖5和圖6所示.

圖5 平均消息丟失率與車輛個(gè)數(shù)的關(guān)系Fig.5 Relation between average message loss rate and number of vehicles

圖6 平均消息延遲與車輛個(gè)數(shù)的關(guān)系Fig.6 Relation between average message delay and number of vehicles

通過圖5中的對比可知當(dāng)車輛節(jié)點(diǎn)數(shù)量為40和120個(gè)時(shí)，本方案中ALR相比于文獻(xiàn)[21]，分別降低了2%和4%.本文方案優(yōu)于所對比的三篇文獻(xiàn)，且隨著車輛節(jié)點(diǎn)的增加將保持此趨勢.

當(dāng)車輛節(jié)點(diǎn)的數(shù)量在20個(gè)時(shí)，本方案的平均消息延遲約為75ms，而文獻(xiàn)[21]的約為130ms.根據(jù)圖6的對比可知，車輛個(gè)數(shù)為0-120個(gè)之間時(shí)，本文方案平均消息延遲方面均優(yōu)于所對比的三篇文獻(xiàn)，且隨著車輛節(jié)點(diǎn)的增加將保持此趨勢.

7 結(jié) 論

本文針對傳統(tǒng)的車聯(lián)網(wǎng)身份隱私保護(hù)方案中存在可信中心權(quán)威欺騙，無可信中心時(shí)通信復(fù)雜度及時(shí)間復(fù)雜度高及RSU被攻擊等問題，結(jié)合邊緣計(jì)算低時(shí)延的優(yōu)點(diǎn)，提出一種面向邊緣計(jì)算場景的車聯(lián)網(wǎng)應(yīng)用身份隱私保護(hù)方案.該方案用MEC服務(wù)器構(gòu)造可信中心，避免了傳統(tǒng)方案使用汽車制造商或交通運(yùn)輸部門管理時(shí)存在的權(quán)威欺騙，實(shí)現(xiàn)了車聯(lián)網(wǎng)中單消息認(rèn)證和批量消息認(rèn)證.在發(fā)生爭議時(shí)，可提供OBU和RSU的可追溯.分析表明，本方案正確且在安全及效率方面都有進(jìn)一步的提升.未來，將對該認(rèn)證方案做進(jìn)一步優(yōu)化，以實(shí)現(xiàn)更低的消息傳輸時(shí)延及更低的消息丟失率，并在真實(shí)環(huán)境中進(jìn)行驗(yàn)證.