2024年3月20日发(作者：)
第３８卷第２期
２０２１年２月
计算机应用研究
ＡｐｐｌｉｃａｔｉｏｎＲｅｓｅａｒｃｈｏｆＣｏｍｐｕｔｅｒｓ
Ｖｏｌ．３８Ｎｏ．２
Ｆｅｂ．２０２１
基于ＣＦＬ认证体制的区块链系统认证机制研究
，３
舒展翔
１
，李腾飞
２
，余 祥
１
，李 强
１
（１．国防科技大学，合肥２３００３７；２．６１４２８部队，北京１０００７２；３．国防科技大学，长沙４１００７３）
摘 要：针对现有区块链系统认证机制存在的单点失效、弱身份认证等问题，研究了基于ＣＦＬ认证体制的区块
ＦＬ体制基本原理的基础上，提出基于ＣＦＬ的区块链系统认证技术；综合应用
π
演算链系统认证机制。在分析Ｃ
理论，建立基于ＣＦＬ认证体制的区块链系统认证模型ＣＦＬＢＣＡＭ。实验与分析结果表明，本方法能够为区块链
系统提供正确的、安全的认证服务。
关键词：区块链系统认证机制；ＣＦＬ认证体制；认证模型；应用
π
演算
中图分类号：ＴＰ３９３ 文献标志码：Ａ 文章编号：１００１３６９５（２０２１）０２００４０３４７０９
：１０．１９７３４／ｊ．ｉｓｓｎ．１００１３６９５．２０１９．１２．０６５５ｄｏｉ
ＲｅｓｅａｒｃｈｏｎＣＦＬｂａｓｅｄｂｌｏｃｋｃｈａｉｎｓｙｓｔｅｍａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎｍｅｃｈａｎｉｓｍ
１２１，３１
ＳｈｕＺｈａｎｘｉａｎｇ，ＬｉＴｅｎｇｆｅｉ，ＹｕＸｉａｎｇ，ＬｉＱｉａｎｇ
（１．ＮａｔｉｏｎａｌＵｎｉｖｅｒｓｉｔｙｏｆＤｅｆｅｎｓｅＴｅｃｈｎｏｌｏｇｙ，Ｈｅｆｅｉ２３００３７，Ｃｈｉｎａ；２．６１４２８Ｔｒｏｏｐｓ，Ｂｅｉｊｉｎｇ１０００７２，Ｃｈｉｎａ；３．ＮａｔｉｏｎａｌＵｎｉｖｅｒｓｉｔｙｏｆＤｅ
ｆｅｎｓｅＴｅｃｈｎｏｌｏｇｙ，Ｃｈａｎｇｓｈａ４１００７３，Ｃｈｉｎａ）
Ａｂｓｔｒａｃｔ：Ａｉｍｉｎｇａｔｔｈｅｐｒｏｂｌｅｍｓｏｆｓｉｎｇｌｅｐｏｉｎｔｆａｉｌｕｒｅａｎｄｗｅａｋｉｄｅｎｔｉｔｙａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎｉｎｔｈｅｅｘｉｓｔｉｎｇｂｌｏｃｋｃｈａｉｎｓｙｓｔｅｍａｕｔｈｅｎ
，ｔｈｉｓｐａｐｅｒｓｔｕｄｉｅｄａＣＦＬｂａｓｅｄｂｌｏｃｋｃｈａｉｎｓｙｓｔｅｍａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎｍｅｃｈａｎｉｓｍ．Ｂａｓｅｄｏｎｔｈｅａｎａｌｙｓｉｓｏｆｔｈｅｂａｓｉｃｔｉｃａｔｉｏｎｍｅｃｈａｎｉｓｍ
ｐｒｉｎｃｉｐｌｅｓｏｆＣＦＬａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎｓｙｓｔｅｍ，ｔｈｉｓｐａｐｅｒｐｒｏｐｏｓｅｄａＣＦＬｂａｓｅｄｂｌｏｃｋｃｈａｉｎｓｙｓｔｅｍａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎｔｅｃｈｎｏｌｏｇｙ．Ｃｏｍｂｉｎｅｄ
ｗｉｔｈａｐｐｌｉｅｄａｌｃｕｌｕｓｔｈｅｏｒｙ，ｉｔｅｓｔａｂｌｉｓｈｅｄａＣＦＬｂａｓｅｄｂｌｏｃｋｃｈａｉｎｓｙｓｔｅｍａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎｍｏｄｅｌ，ｎａｍｅｄＣＦＬＢＣＡＭ．Ｅｘｐｅｒｉ
π
ｃ
ｍｅｎｔｓａｎｄａｎａｌｙｓｉｓｓｈｏｗｔｈａｔｔｈｅｓｃｈｅｍｅｃａｎｐｒｏｖｉｄｅｅｆｆｅｃｔｉｖｅａｎｄｓｅｃｕｒｅａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎｓｅｒｖｉｃｅｓｆｏｒｂｌｏｃｋｃｈａｉｎｓｙｓｔｅｍｓ．
Ｋｅｙｗｏｒｄｓ：ｂｌｏｃｋｃｈａｉｎｓｙｓｔｅｍａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎｍｅｃｈａｎｉｓｍ；ＣＦＬａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎｓｙｓｔｅｍ；ａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎｍｏｄｅｌ；ａｐｐｌｉｅｄａｌｃｕｌｕｓ
π
ｃ
０ 引言
［１～３］
区块链（ｂｌｏｃｋｃｈａｉｎ）作为一种新型的去中心化计算范
式，是当前研究的热点。从区块链技术提出至今，越来越多的
区块链系统以及基于区块链技术的应用系统问世，并在商业金
融、医疗卫生、物流服务等领域得到了广泛的应用。然而，随着
区块链技术的发展，区块链系统的非实名、不受监管等成为无
法忽视的安全问题，由此带来的非法事务、恶意攻击等行为逐
４，５］
。认证技术渐成为制约区块链技术进一步发展的瓶颈
［
（ａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎｔｅｃｈｎｏｌｏｇｙ）建立在信任的基础上，是解决信息
系统安全问题的关键技术手段，在信息安全领域占有极为重要
的位置。其中，函数认证技术以密码学理论作为安全根，提供
了基于随机数的计算复杂性和可证安全性，是当前主流的认证
６，７］
技术
［
。函数认证技术主要由公钥密码算法为基础的认证
体制构成，如ＰＫＩ体制、ＩＢＣ体制等，这些认证体制已被广泛地
应用于区块链系统的安全认证。近年来，国内外基于函数认证
８～１１］
技术提出了许多面向区块链系统的认证方案
［
。其中，文
献［８］提出使用ＣＡ（ｃｅｒｔｉｆｉｃａｔｅａｕｔｈｏｒｉｔｙ）对比特币用户的身份
信息进行签名，并将签名值与区块链待生成事务区块的公钥地
９］址字段进行绑定，从而构建实名制的比特币区块链。文献［
设计了基于ＩＢＣ体制的区块链认证模型ＢＡＶＰ，从安全交互的
角度验证了模型的有效性。文献［１０］针对比特币区块链架构
缺乏有效身份管理机制的问题，在传统的ＰＫＩ体制基础上结合
零知识证明理论，提出了适用于比特币区块链的匿名身份认证
ｈａｉｎＡｎｃｈｏｒ。文献［１１］采用群签名和零知识证明方法改模型Ｃ
进了ＰＫＩ体制下的ｉｄｅｎｔｉｔｙｍｉｘｅｒ证书结构，通过第三方的可信
ＣＡ产生部分匿名或全匿名的用户证书，使区块链使用者可以
通过出示这种证书获得访问区块链网络的权限。
在现有的函数认证体制中，ＰＫＩ体制通常需要利用多层级
Ａ对用户证书进行签名，产生一条可信的证书验证路径，的Ｃ
验证方需要对路径中的每一个ＣＡ（包括若干中间ＣＡ和一个
根ＣＡ）的签名有效性进行验证，从而判别用户身份的有效性；
ＩＢＣ体制依赖一个可信的密钥产生中心ＫＧＣ（ｋｅｙｇｅｎｅｒａｔｉｏｎ
）生成基于用户标志的非对称密钥对（ｓｋ，ｐｋ），并将该ｃｅｎｔｅｒ
ｉｄｉｄ
密钥对通过安全的传输通道返回用户，验证方使用用户的ｐｋ
ｉｄ
对用户消息签名的有效性进行验证，确认用户身份的合法性。
然而，这两种认证体制都依赖于一个可信的第三方（ＣＡ或
ＫＧＣ）提供认证服务。这种中心化的认证服务提供机制在区块
链系统的分布式网络环境中主要存在三个问题：
ａ）单点失效问题。单点失效问题在认证技术中是指由提
供认证服务的中心设施被破坏而造成的认证结果失效的问题。
在区块链系统中，第三方的认证设施一旦发生宕机或者遭受恶
意攻击，容易造成全网认证服务的瘫痪和用户隐私的泄露。
ｂ）弱身份认证问题。弱身份认证就是一种单向的身份认
证过程，即在参与身份认证的主体Ａ、Ｂ中，Ａ可以确定Ｂ的身
ｔｒａｎｓａｃｔｉｏｎ）份，反之Ｂ无法确定Ａ的身份。在区块链的事务（
交互过程中，事务发起节点通过向事务验证节点传递身份信
息，验证自身身份的有效性；反之，事务发起节点无法确认事务
验证节点的合法性，从而导致非诚意节点对区块链事务正确性
的破坏。
ｃ）身份撤销／更新问题。身份撤销、更新问题是指区块链
系统在ＰＫＩ体制下的用户证书更新或撤销的实时性问题，即区
收稿日期：２０１９１２０７；修回日期：２０２００１２７ 基金项目：国防科技大学科研基金项目
作者简介：舒展翔（１９９５），男，浙江青田人，硕士研究生，主要研究方向为区块链、信息安全；李腾飞（１９９３），男，安徽和县人，助理工程师，硕
１９８６），男，江西景德镇人，讲师，硕士，主要研究方向为软件测试、信息安全；李强（１９６２），男（通信作士，主要研究方向为网络与信息安全；余祥（
者），安徽合肥人，教授，硕士，主要研究方向为软件工程、信息安全（ｌｙｃｈｆｅｅｉ＠１６３．ｃｏｍ）．
块链系统的参与用户无法对自身证书进行及时、高效地修改或
８，１０］所述，ＰＫＩ体制下的区块链系统受到节撤销。如文献［
点通信环境、网络时延和区块同步机制的制约，难以完成实时
的证书更新或撤销操作。
由于这些问题的存在，现有的函数认证体制难以满足区块
链系统认证机制的实时性、安全性需求。同时，中心化的认证
服务机制与区块链技术的去中心化思想相悖，也在一定程度上
制约了区块链系统的工作性能。ＣＦＬ是一种基于标志的证书
认证体制，其中Ｃ、Ｆ、Ｌ分别是三位发明人陈华平、范修斌、吕
ＦＬ认证体制于２０１１年首次提出，并于述望的姓氏首字母。Ｃ
［１２，１３］
２０１６年通过了国家密码管理局的审核。相较于现有的中
心化函数认证体制，基于ＣＦＬ认证体制的实体身份认证过程
无须第三方参与，它具有去认证中心化、现场认证、自主认证等
特点。本文针对现有区块链系统认证机制存在的问题，对基于
ＣＦＬ认证体制的区块链系统认证机制进行研究，结合基于标志
信息的证书验证技术和端到端的双向强认证技术，实现了区块
链系统用户、对等节点安全信任关系的建立。
１ 技术基础
１１ 区块链系统
区块链系统是一种由多方共同维护，使用密码学保证传输
和存储安全，并且能够保持数据一致存储、防窜改、抗抵赖的分
２］
布式数据记录系统
［
，包括：ａ）区块链底层技术，如分布式存
ｂ）区块链数储、非对称加密、时间戳、共识机制和智能合约等；
据结构，即全网或网络中某些组织共同维护的链式数据日志，
３］
这种数据结构通常被视为狭义概念下的区块链
［
；ｃ）安全机
制，如身份认证、权限管理、隐私保护等。
为研究区块链系统认证机制的需要，对区块链底层技术、数
据结构和安全机制的身份认证等问题进行了研究。区块链底层
技术和数据结构是构建区块链系统、提供区块链服务的基础；区
块链安全机制则是由第三方组件构造的外设服务项，能够为实
际应用场景下（医疗、金融和征信等）的区块链系统安全问题
（如隐私问题、认证问题、监管问题等）等提供解决方案。
１２ ＣＦＬ认证体制
ＣＦＬ认证体制由ＣＦＬ发证机关、用户端和验证端组成，如
通过提交签图１所示。用户端自生成一组随机的工作密钥对，
名标志的方式，向ＣＦＬ发证机关申请ＣＦＬ证书；ＣＦＬ发证机关
包含一组公／私钥种子序列，生成基于用户签名标志的签名私
ＦＬ证书；验证端则负责钥，并通过该私钥签名得到用户端的Ｃ
验证用户端证书签名的有效性。
第２期舒展翔，等：基于ＣＦＬ认证体制的区块链系统认证机制研究
·３４９·
等式理论Ｅ上的等价关系；消息输入式ｕ（ｘ）．Ｐ从通道ｕ中读
取一条消息，并将此消息绑定到变量ｘ之后执行进程Ｐ；消息输
出式
珔
ｕ〈Ｍ〉．Ｐ在通道ｕ上发送消息Ｍ，并在随后执行进程Ｐ。
扩展进程用于描述和分析可被外部敌手捕获的进程资源。
扩展进程可使用朴素进程、项和函数标签等要素进行组合，其
中ｖｘ．Ａ表示绑定在扩展进程Ａ中的受限制的变量ｘ；｛Ｍ／ｘ｝表
示主动替换过程，即将变量ｘ替换为与之接触的任何进程的项
Ｍ，这一动作也可表示为“ｌｅｔｘ＝ＭｉｎＰ”。
对于应用
π
演算的操作语义、推理规则和等值理论等，文
献［１６，１７］中有详细的介绍，此处不再逐一介绍。
区块链系统的认证机制可被简化为“对等节点ｉ与对等节
点ｊ”之间的消息并发交互过程，这一过程同样表示为端到端
的实体消息交互协议。因此，应用
π
演算非常适用于对区块
链系统认证机制的建模与分析。
２ 基于ＣＦＬ的区块链系统认证技术
区块链系统需要一个有效的身份认证服务供应方为参与
区块链数据交互过程的用户实体提供唯一的、可被第三方验证
的数字身份。针对现有区块链系统认证机制的不足，将ＣＦＬ
认证体制集成到区块链系统中，提出了一种基于ＣＦＬ的区块
链系统认证技术（简称ＣＦＬ认证技术，下同）。
２１ 基本架构
ＣＦＬ认证技术的部署结构如图３所示。下面分别对图３
中的各个组成部分进行描述：
ＣＭＮ（ｃｏｍｍｉｔｔｅｒｎｏｄｅ），提交节点。负责在区块链系统中
记录区块链事务并且参与事务正确性验证的共识过程，是区块
链系统的核心组成部分。
ＣＬＮ（ｃｌｉｅｎｔｎｏｄｅ），用户端节点。负责与区块链网络的提
交节点（一个或多个）建立通信关系，创建、发送区块链事务申
请，订阅、接收区块链事务的交互事件（区块链事务的交互事
件指事务执行成功／失败的消息）。
ＳＣ（ｓｍａｒｔｃｏｎｔｒａｃｔ），智能合约。部署在ＣＭＮ上能够自动
执行区块链事务的计算机代码块。
ＣＦＬＣＧＣ（ＣＦＬｃｅｒｔｓｇｅｎｅｒａｔｉｏｎｃｅｎｔｅｒ），ＣＦＬ发证机关。负
责接收证书申请并产生ＣＦＬ证书，不参与区块链系统与用户
端节点的数据交互过程。
Ｐ２ＰＮＥＴ（Ｐ２Ｐｎｅｔｗｏｒｋ），分布式网络基础架构。区块链对
等节点实现互相通信的基本信道。
在图３中，ＣＦＬＣＧＣ组成区块链系统的身份认证与管理
模块，负责为ＣＬＮ节点和ＣＭＮ节点签发或撤销ＣＦＬ证书。
ＣＬＮ节点和ＣＭＮ节点分别使用自身的ＣＦＬ证书参与到区块
链数据交互过程（区块链事务提交或共识过程），在执行一次
区块链数据交互动作之前，交互双方必须通过ＣＦＬ证书的有
效性验证，建立端到端的信任关系。
２２ 消息交互模式
在一般的区块链系统中，消息交互过程主要有：ａ）外部用
户与区块链工作节点之间的区块链事务交互过程，包括事务申
请、产生和验证；ｂ）不同的区块链工作节点之间对于新产生事
务的传递和有效性验证过程，也就是共识（ｃｏｎｓｅｎｓｕｓ）过程。
结合ＣＦＬ认证的基本原理，提出了两种基于ＣＦＬ的区块链系
统消息交互模式：
ａ）面向事务过程的用户身份认证模式。用户在参与区块
链事务过程之前，即向区块链网络发起事务请求之前，需要与
区块链事务的处理节点执行双向的身份合法性验证过程：用户
向事务交互节点（一个或多个）提交身份信息，同时，需要接收
节点的身份信息并进行验证，只有用户和节点同时认可对方的
身份，用户才能继续执行事务请求过程。这一交互模式的示意
图如图４所示。
ｂ）面向共识过程的节点信任建立模式。区块链系统的工
作节点在产生区块链事务后，需要基于共识协议的执行完成事
务的一致性验证过程（即共识过程）。目前主流的区块链共识
协议包括ＰｏＷ、ＰｏＳ、ＰＢＦＴ和Ｒａｆｔ等，这些共识协议在实现原
理上不尽相同。例如在ＰｏＷ协议中，所有的节点通过对一个
随机的复杂问题进行求解，竞争事务区块的记账权；而在ＰＢＦＴ
协议中，则是由产生事务的节点将事务进行全网广播，在收到
全网２／３节点的许可应答后将事务打包为区块并上链。
从消息交互的角度出发，共识过程必须建立在至少ｎ－１
对端到端的消息会话的基础之上（ｎ为参与共识的节点数量），
整个共识过程可以视为由若干个独立的节点消息交互动作组
成。因此，节点在参与共识过程之前，通过验证彼此身份合法
性完成节点身份信任关系的建立，从而在双方身份互信的基础
上继续执行事务消息的传递过程。这样做能够有效地防范未
知节点参与共识过程，提高共识的安全性。基于ＣＦＬ的节点
信任建立模式如图５所示。
２３ 协议设计
将ＣＦＬ认证技术的协议过程分为注册、验证和注销三个
阶段。各阶段所使用的符号与定义如表２所示。
表２ ＣＦＬ认证技术符号
Ｔａｂ．２ ＳｙｍｂｏｌｆｏｒＣＦＬａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎｔｅｃｈｎｏｌｏｇｙ
符号定义符号定义
ＩＤ身份标志ＩＤＳＫ标志私钥
ＳＫ工作私钥ＩＤＰＫ标志公钥
ＰＫ工作公钥ＫＣＦＬ发证机关主对称密钥
ＩＳＫ主私钥（种子私钥序列）Ｒ随机数
ＩＰＫ主公钥（种子公钥序列）
１）注册阶段 该阶段是对等节点ＰＮ向ＣＦＬ发证机关
ＣＦＬＣＧＣ申请ＣＦＬ证书的过程。如图６所示，ＰＮ向ＣＦＬ发证
机关发送证书申请，并接收ＣＦＬ发证机关签发的ＣＦＬ证书
Ｃｅｒｔ
ＰＮ
。
ａ）对等节点ＰＮ（ＣＭＮ或ＣＬＮ）首先自生成随机的工作密
钥对（ＳＫ，ＰＫ），作为私有资源保存在本地。
ｂ）ＰＮ创建ＣＦＬ证书创建申请ＣＦＬ＿Ｒｅｑ，并通过安全的通
道发送到ＣＦＬ发证机关ＣＦＬＣＧＣ。ＣＦＬ＿Ｒｅｑ由ＩＤ、ＰＫ及其对
应的签名值Ｓｉｇ
ＩＤ
＝Ｓｉｇ｛ＩＤ
‖
ＰＫ｝
ＳＫ
组成，如式（１）所示。
ＣＦＬ＿Ｒｅｑ＝｛ＩＤ
‖
ＰＫ
‖
Ｓｉｇ
ＩＤ
｝（１）
ｃ）ＣＦＬＣＧＣ接收ＣＦＬ＿Ｒｅｑ，并验证签名的有效性，验证通
过则提取其中的ＩＤ、ＰＫ。设ＣＦＬ发证机关主私钥ＩＳＫ＝｛ｒ
１
，
·３５０·
计算机应用研究第３８卷
ｒ
２
，…，ｒ
ｎ
｝，ＣＦＬ发证机关主公钥ＩＰＫ＝｛Ｒ
１
，Ｒ
２
，…，Ｒ
ｎ
｝＝｛（ｘ
１
，
ｙ
１
），（ｘ
２
，ｙ
２
），…，（ｘ
３
，ｙ
３
）｝，其中，ｒ
ｉ
是Ｒ
ｉ
对于椭圆螺旋曲线基
点Ｇ的离散对数，即Ｒ
ｉ
＝（ｘ
ｉ
，ｙ
ｉ
）＝［ｒ
ｉ
］·Ｇ。使用ＣＰＫ组合公
钥算法计算出基于ＩＤ的标志签名私钥ＩＤＳＫ：
（ａ）使用ｈａｓｈ算法计算ＩＤ的散列值，得到ＤｉｇｅｓｔＩＤ＝ｈａｓｈ（ＩＤ）。
设ＭＡＰ
０
＝ＤｉｇｅｓｔＩＤ，则再次计算ＭＡＰ
ｉ＋１
＝Ｅ
Ｋ
（ＭＡＰ
ｉ
）（ｉ
≥
０），
Ｅ
Ｋ
（）是以Ｋ为加密密钥的分组密码运算。令ｉ不超过ＩＳＫ的
数量ｎ，得到序列值Ｓｅｑ
ＩＤＳＫ
＝（ＭＡＰ
０
‖
ＭＡＰ
１
‖
…
‖
ＭＡＰ
ｎ－１
），截取
前ｎ×ｋ比特（ｋ为单位比特数）作为选取序列｛ａ
ｖ
（１
≤
ｖ
≤
ｎ）｝。
（ｂ）使用选取序列｛ａ
ｖ
（１
≤
ｖ
≤
ｎ）｝对ＩＳＫ进行组合得到标
志私钥ＩＤＳＫ＝
∑
ｎ
ｖ＝１
ａ
ｖ
·ｒ
ｖ
。
（ｃ）将ＰＮ的ＩＤ、ＰＫ、Ｓｉｇ
ＩＤ
打包，加入签名值Ｓｉｇ
ＩＤＳＫ
＝Ｓｉｇ
｛ＩＤ
‖
ＰＫ
‖
Ｓｉｇ
ＩＤ
｝
ＩＤＳＫ
，组成ＰＮ的ＣＦＬ证书Ｃｅｒｔ
ＰＮ
，如式（２）所
示。其中，ＶａｌｉｄａｔｅＴｉｍｅ代表证书的有效时间。
Ｃｅｒｔ
ＩＤ
‖
ＰＫ
‖
Ｓｉｇ
ＩＤ
ＰＮ
＝
{
‖
ＳｉｇａｌｉｄａｔｅＴｉｍｅ
（２）
ＩＤＳＫ
‖
Ｖ
}
（ｄ）ＣＦＬＣＧＣ将ＣＦＬ证书和主公钥ＩＰＫ发回ＰＮ。
２）验证阶段 该阶段在用户端向对等节点发起区块链事务
请求或对等节点之间执行共识过程之前建立，可视为对等节点
ＰＮ
ｌ
、ＰＮ
ｋ
之间的身份验证过程。如图７所示，节点ＰＮ
ｌ
与ＰＮ
ｋ
通过ＣＦＬ证书消息的交互执行端到端的双向身份验证动作。
ａ）对等节点ＰＮ
ｌ
产生一个随机数Ｒ
１
，与自身的ＣＦＬ证书
Ｃｅｒｔ
ＰＮ
ｌ
打包，使用工作私钥ＳＫ
ｌ
对自身的ＣＦＬ证书进行签名，
得到签名值Ｓｉｇ
Ｄｙｍ
＝Ｓｉｇ｛Ｒ
１
‖
Ｃｅｒｔ
ＰＮ
ｌ
｝
ＳＫ
ｌ
并将其重新加入到
Ｃｅｒｔ
ＰＮ
ｌ
中，得到动态ＣＦＬ证书ＤｙｍＣｅｒｔ
ＰＮ
ｌ
，如式（３）所示。
ＤｙｍＣｅｒｔ
ＰＮ
ｌ
＝｛Ｃｅｒｔ
ＰＮ
ｌ
‖
Ｓｉｇ
Ｄｙｍ
｝
≡
{
ＩＤ
ｌ
‖
ＰＫ
ｌ
‖
Ｓｉｇ
ＩＤ
ｌ
‖
Ｓｉｇ
（３）
ＩＤＳＫ
‖
Ｓｉｇ
Ｄｙｍ
‖
ＶａｌｉｄａｔｅＴｉｍｅ
}
ｂ）ＰＮ
ｌ
发送ＤｙｍＣｅｒｔ
ＰＮ
ｌ
到验证端ＰＮ
ｋ
中，ＰＮ
ｋ
通过以下步
骤验证
ＤｙｍＣｅｒｔ
ＰＮ
ｌ
的有效性：
（ａ）ＰＮ
ｋ
首先计算当前时间戳ＴｉｍｅＳｔａｍｐ，判断ＴｉｍｅＳｔａｍｐ
≤
ＶａｌｉｄａｔｅＴｉｍｅ是否正确，如果正确则继续下一步的判断，否则返
回错误消息；
（ｂ）提取ＤｙｍＣｅｒｔ
ＰＮ
ｌ
中的公钥ＰＫ
ｌ
，验证签名值
ＤｙｍＣｅｒｔ
ＰＮ
ｌ
．Ｓｉｇ
Ｄｙｍ
的正确性，如果验证通过，执行下一步；
（ｃ）计算选取序列｛ａ
ｖ
（１
≤
ｖ
≤
ｎ）｝（计算方法见注册阶段
的步骤ｃ）的（ａ）），对ＣＦＬ发证机关主公钥ＩＰＫ进行组合得到
标志私钥ＩＤＰＫ＝
∑
ｎ
ｖ＝１
ａ
ｖ
·Ｒ
ｖ
，并使用ＩＤＰＫ验证签名值
ＤｙｍＣｅｒｔ
ＰＮ
ｌ
．Ｓｉｇ
ＩＤＳＫ
的有效性，如果验证通过则继续执行下一步；
（ｄ）使用ＰＫ
ｌ
验证签名值ＤｙｍＣｅｒｔ
ＰＮ
ｌ
．Ｓｉｇ
ＩＤ
ｌ
的有效性，如果
验证通过，则证明了ＤｙｍＣｅｒｔ
ＰＮ
ｌ
的有效性，并向ＰＮ
ｌ
返回验证
消息。
ｃ）ＰＮ
ｋ
依据步骤ａ）生成自身的动态ＣＦＬ证书ＤｙｍＣｅｒｔ
ＰＮ
ｋ
。
ｄ）ＰＮ
ｋ
发送ＤｙｍＣｅｒｔ
ＰＮ
ｋ
到ＰＮ
ｌ
中，由ＰＮ
ｌ
验证该证书的有
效性，验证过程同步骤（ａ）～（ｄ），验证通过后，ＰＮ
ｌ
向ＰＮ
ｋ
返
回验证消息。
ｅ）ＰＮ
ｋ
收到验证通过消息后，将ＤｙｍＣｅｒｔ
ＰＮ
ｋ
恢复为Ｃｅｒｔ
ＰＮ
ｋ
，
并产生一个新的签名消息：
Ｒｅｓ＝｛ＩＤ
ｋ
‖
Ｒ
３
‖
Ｓｉｇ｛ＩＤ
ｋ
‖
Ｒ
３
｝
ＳＫ
ｌ
｝（４）
其中：ＩＤ
ｋ
为ＰＮ
ｋ
的身份标志；Ｒ
３
为一个新的随机数。
ｆ）ＰＮ
ｌ
接收Ｒｅｓ，通过签名有效性验证后，将ＤｙｍＣｅｒｔ
ＰＮ
ｌ
恢
复为Ｃｅｒｔ
ＰＮ
ｌ
，然后向ＰＮ
ｋ
发送区块链事务请求或与ＰＮ
ｋ
建立起
面向共识机制的信任关系。
３）注销阶段 该阶段是对等节点ＰＮ向ＣＦＬ发证机关
ＣＦＬＣＧＣ申请撤销一个合法ＣＦＬ证书的过程，如图８所示，ＰＮ
向ＣＦＬＣＧＣ发送证书撤销申请，并接收ＣＦＬ发证机关签发的
ＣＦＬ证书撤销标志。
ａ）ＰＮ打包Ｃｅｒｔ
ＰＮ
与撤销标志“ＲＥＶＯＫＥ”，使用工作私钥
进行签名，得到签名值：
Ｓｉｇ
Ｒｅｖ
＝Ｓｉｇ｛Ｃｅｒｔ
ＰＮ
‖
“ＲＥＶＯＫＥ”｝
ＳＫ
（５）
ｂ）ＰＮ向ＣＦＬＣＧＣ发送证书撤销申请信息ＲｅｖＲｅｑ，它的结
构如式（６）所示。
ＲｅｖＲｅｑ＝｛Ｃｅｒｔ
ＰＮ
‖
“ＲＥＶＯＫＥ”
‖
Ｓｉｇ
Ｒｅｖ
｝（６）
ｃ）ＣＦＬＣＧＣ接收ＲｅｖＲｅｑ，并验证其中签名的有效性，验证
通过则从中提取出Ｃｅｒｔ
ＰＮ
，验证其中的签名值Ｃｅｒｔ
ＰＮ
．Ｓｉｇ
ＩＤＳＫ
、
Ｃｅｒｔ
ＰＮ
．Ｓｉｇ
ＩＤ
的有效性（验证过程同验证阶段的（ｃ）（ｄ））。
ｄ）如果签名值有效性验证通过，那么ＣＦＬＣＧＣ打包撤销
标志“ＲＥＶＯＫＥ”与ＰＮ的标志Ｃｅｒｔ
ＰＮ
．ＩＤ，并使用ＩＤＳＫ进行签
名，生成签名值：
Ｓｉｇ
ＲＣ
＝Ｓｉｇ｛Ｃｅｒｔ
ＰＮ
．ＩＤ
‖
“ＲＥＶＯＫＥ”｝
ＩＤＳＫ
（７）
将Ｓｉｇ
ＲＣ
加入Ｃｅｒｔ
ＰＮ
中，从而得到被撤销证书ＲｅｖＣｅｒｔ
ＰＮ
：
ＲｅｖＣｅｒｔ
ＰＮ
＝｛Ｃｅｒｔ
ＰＮ
‖
Ｓｉｇ
ＲＣ
｝
≡
{
ＩＤ
‖
ＰＫ
‖
Ｓｉｇ
ＩＤ
‖
Ｓｉｇ
ＩＤＳＫ
‖
Ｓｉｇ
ＲＣ
‖
ＶａｌｉｄａｔｅＴｉｍｅ
}
（８）
第２期舒展翔，等：基于ＣＦＬ认证体制的区块链系统认证机制研究
·３５１·
３ 认证模型ＣＦＬＢＣＡＭ的建立
ＣＦＬ认证技术描述了ＣＦＬ体制在区块链系统中的应用模
式，这一应用模式可概括为使用ＣＦＬ证书实现用户身份注册、
用户身份验证和用户身份注销，即实现区块链系统身份认证机
制的三个执行阶段：注册阶段、验证阶段和注销阶段。然而
ＣＦＬ认证技术仅仅使用非形式化的协议语句对ＣＦＬ认证体制
下的区块链系统身份认证流程进行了定义与描述，无法对ＣＦＬ
认证技术的正确性、安全性等基本属性进行验证，容易造成对
潜在安全漏洞的忽略，从而严重影响区块链系统环境的安全
性。协议的形式化建模与验证方法已被证明是一种行之有效
的协议安全性分析、证明方法
［１８，１９］
，便于协议的设计人员更准
确地发现协议中存在的安全问题。基于此，本章结合应用
π
演算理论，针对ＣＦＬ认证技术的各执行阶段设计进程表达式
的形式化描述，建立ＣＦＬ认证技术的认证模型ＣＦＬＢＣＡＭ
（ＣＦＬｂａｓｅｄｂｌｏｃｋｃｈａｉｎａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎｍｏｄｅｌ）。
３１ 模型描述
ＣＦＬ认证技术的协议执行过程由注册阶段、验证阶段和注
销阶段组成。依据ＣＦＬ认证技术的协议执行过程，结合应用
π
演算理论，建立区块链系统的认证模型ＣＦＬＢＣＡＭ，其建立过
程是：
ａ）分析ＣＦＬ认证技术的各个执行阶段，提取所有的密码
算法执行单元，构建完整的密码原语集合（即ＣＦＬ认证体制所
需的签名、验证、密钥产生和证书签发等密码算法集合）；
ｂ）基于应用
π
演算的等式理论为密码原语集合构造最小
等价关系，得到有限的函数项集合；
ｃ）提取ＣＦＬ认证技术各执行阶段的消息交互语句，如
ＣＦＬ发证机关将证书发送至对等节点、对等节点ＰＮ
ｌ
将动态证
书发送到对等节点ＰＮ
ｋ
和对等节点ＰＮ
ｋ
得到对等节点ＰＮ
ｌ
的
动态证书合法性验证等，将它们抽象为应用
π
演算下不同的
事件；
ｄ）结合步骤ｂ）ｃ）得到的函数项集合、事件，基于应用
π
演算的基本语法、语义要素建立ＣＦＬ认证技术的进程表达式，
完成模型的建立。
因此，ＣＦＬＢＣＡＭ表示为一个五元组，即
ＣＦＬＢＣＡＭ＝（ＧＥ，ＣＰ，ＰＡ，Ｐ，ｗ）（９）
模型组成要素的描述是：
ａ）ＧＥ＝｛ｇｅ
１
，ｇｅ
２
，…，ｇｅ
ｎ
｝，表示应用
π
演算的基本语法、
语义要素，这些要素是构成ＣＦＬ认证技术进程表达式的基础。
ｂ）ＣＰ是包含ＣＦＬ认证技术所有密码原语的函数项集合。
ＣＰ的组成结构如式（１０）所示。
Ｃｅｒｔ／５，ＣｈｅｃｋＳｉｇｎ／３，Ｓｉｇｎ／２，Ｆ／２，Ｆ’／２，
ＣＰ＝
ＣｈｅｃｋＲｅｖ／２，ｐａｉｒ／２，ＰＫ／１，Ｈ／１，Ｒｅｃｏｖｅｒ／１，
ＧｅｔＰｒｉ４／１，ＧｅｔＰｒｉ３／１，ＧｅｔＰｒｉ２／１，１
ｓｔ
／１，
（１０）
２
ｎｄ
／１，３
ｒｄ
／１，４
ｔｈ
／１，５
ｔｈ
／１，ｔｒｕｅ／０，ｆａｌｓｅ／０
ＣＰ中的函数项描述是：
（ａ）Ｃｅｒｔ／５为５元变量的函数项，表示证书生成函数；
（ｂ）ＣｈｅｃｋＳｉｇｎ／３为３元变量的函数项，表示签名验证函数；
（ｃ）Ｓｉｇｎ／２、Ｆ／２、Ｆ’／２、ＣｈｅｃｋＲｅｖ／２、ｐａｉｒ／２是２元变量的
函数项，其中Ｓｉｇｎ／２和ｐａｉｒ／２分别表示消息签名和消息对函
数，Ｆ／２和Ｆ’／２分别表示标志私钥ＩＤＳＫ和标志公钥ＩＤＰＫ的
生成函数，ＣｈｅｃｋＲｅｖ／２代表撤销证书验证函数；
（ｄ）ＰＫ／１、Ｈ／１、Ｒｅｃｏｖｅｒ／１、ＧｅｔＰｒｉ４／１、ＧｅｔＰｒｉ３／１、ＧｅｔＰｒｉ２／１、
１
ｓｔ
／１、２
ｎｄ
／１、３
ｒｄ
／１、４
ｔｈ
／１、５
ｔｈ
／１是１元变量的函数项，其中ＰＫ／
１、Ｈ／１、Ｒｅｃｏｖｅｒ／１分别代表公钥生成、消息哈希和证书恢复函
数，ＧｅｔＰｒｉｎ／１（ｎ＝２，３，４）表示选取证书前ｎ位数据的功能函
数，１
ｓｔ
／１、２
ｎｄ
／１、３
ｒｄ
／１、４
ｔｈ
／１、５
ｔｈ
／１则分别表示选取证书或消息
对的第ｎ位的功能函数；
（ｅ）ｔｒｕｅ／０、ｆａｌｓｅ／０是常量，表示布尔值。
函数项的最小等价关系是：
（ａ）ＣｈｅｃｋＳｉｇｎ（Ｓｉｇｎ（ｍ，ｓｋ），ｍ，ｐｋ（ｓｋ））＝ｔｒｕｅ
（ｂ）Ｒｅｃｏｖｅｒ（Ｃｅｒｔ（ａ，ｂ，ｃ，ｄ，ｅ））＝Ｃｅｒｔ（ａ，ｂ，ｃ，ｄ，０）
（ｃ）ＣｈｅｃｋＲｅｖ
Ｃｅｒｔ（ａ，ｂ，ｃ，ｄ，ｅ），
＝ＣｈｅｃｋＳｉｇｎ
ｐｋ（ｓｋ）
ｅ，Ｈ（ｐａｉｒ（“ＲＥＶＯＫＥ”），ａ）
，ｐｋ（ｓｋ）
（ｄ）１
ｓｔ
（ｐａｉｒ（ｘ，ｙ））＝ｘ
（ｅ）２
ｎｄ
（ｐａｉｒ（ｘ，ｙ））＝ｙ
（ｆ）３
ｒｄ
（Ｃｅｒｔ（ａ，ｂ，ｃ，ｄ，ｅ））＝ｃ
（ｇ）４
ｔｈ
（Ｃｅｒｔ（ａ，ｂ，ｃ，ｄ，ｅ））＝ｄ
（ｈ）５
ｔｈ
（Ｃｅｒｔ（ａ，ｂ，ｃ，ｄ，ｅ））＝ｅ
（ｉ）ＧｅｔＰｒｉ４（Ｃｅｒｔ（ａ，ｂ，ｃ，ｄ，ｅ））＝Ｃｅｒｔ（ａ，ｂ，ｃ，ｄ，０）
（ｊ）ＧｅｔＰｒｉ３（Ｃｅｒｔ（ａ，ｂ，ｃ，ｄ，ｅ））＝Ｃｅｒｔ（ａ，ｂ，ｃ，０，０）
（ｋ）ＧｅｔＰｒｉ２（Ｃｅｒｔ（ａ，ｂ，ｃ，ｄ，ｅ））＝Ｃｅｒｔ（ａ，ｂ，０，０，０）
（ｌ）Ｆ′（ｐｋ（ｓ
槇
ｋ），ｍ）＝ｐｋ（Ｆ（ｓ
槇
ｋ，ｍ））（ｓ
槇
ｋ表示ＣＦＬ体制中的
种子私钥序列）
ｃ）ＰＡ是进程表达式中的进程消息交互行为在某一时间节
点的动作注释，即应用
π
演算下的事件
［１６］
。它被表示为私有
的消息输出，无法在进程的消息交互中被恶意敌手捕获。ＰＡ
包括：
（ａ）ＧｅｔＣｅｒｔＮ〈ｐａｉｒ（ＩＤ，Ｃｅｒｔ）〉。表示节点Ｎ已经接收到了
来自ＣＦＬ发证机关发来的ＣＦＬ证书Ｃｅｒｔ，并将证书与自身的
身份标志ＩＤ一同打包。
（ｂ）ＧｅｎＣｅｒｔＧ〈Ｃｅｒｔ〉。表示ＣＦＬ发证机关ＣＧＣ已经生成了
一个新的ＣＦＬ证书Ｃｅｒｔ。
（ｃ）ＲｅｃｖＳｕｃｃ〈ＤｙＣｅｒｔｐａｉｒ〉。表示验证发起方Ｎ
Ｃ
成功收到
来自验证接收方Ｎ
Ｓ
的动态ＣＦＬ证书消息对ＤｙＣｅｒｔｐａｉｒ。
（ｄ）ＶｅｒｆＳｕｃｃＦｒｏｍＮ
Ｃ
〈ＤｙＣｅｒｔｐａｉｒ〉。表示验证接收方Ｎ
Ｓ
成功
地验证了验证发起方动态ＣＦＬ证书消息对Ｄｙｐａｉｒ的合法性。
（ｅ）ＶｅｒｆＳｕｃｃＦｒｏｍＮ
Ｓ
〈ＤｙＣｅｒｔｐａｉｒ〉。表示验证发起方Ｎ
Ｃ
成
功地验证了验证接收方动态ＣＦＬ证书消息对ＤｙＣｅｒｔｐａｉｒ的合
法性。
（ｆ）ＳｅｎｄＣｅｒｔ〈ＤｙＣｅｒｔｐａｉｒ〉。表示验证接收方Ｎ
Ｓ
成功地输
出了自身的动态ＣＦＬ证书消息对。
（ｇ）ＲｅｖＣｅｒｔＳｕｃｃＮ〈ＲｅｖＣｅｒｔ〉。表示节点Ｎ成功地收到了被
撤销的ＣＦＬ证书ＲｅｖＣｅｒｔ。
（ｈ）ＣｅｒｔＲｅｖＳｕｃｃＧ〈ＲｅｖＣｅｒｔ〉。表示ＣＦＬ发证机关ＣＧＣ成功
地对某一ＣＦＬ证书执行了证书撤销操作。
ｄ）Ｐ＝Ｐ
ＣＦＬ
≡
｛Ｐ
Ｇ
，Ｐ
Ａｕｔｈ
，Ｐ
Ｒｅｖ
｝，表示ＣＦＬ认证技术的进程
表达式，包括主进程Ｐ
ＣＦＬ
和从属的子进程Ｐ
Ｇ
、Ｐ
Ａｕｔｈ
、Ｐ
Ｒｅｖ
。
ｅ）ｗ：ＧＥ×ＣＰ×ＰＡ
→
Ｐ，表示进程表达式的映射关系，即进
程表达式Ｐ由基本语法要素ＧＥ、函数项集合ＣＰ和进程注释
ＰＡ共同构成。
３２ 进程表达式
进程表达式是ＣＦＬＢＣＡＭ的核心组成元素，实现了对ＣＦＬ
认证技术进行形式化描述。由ＣＦＬＢＣＡＭ的模型描述可知，
ＣＦＬＢＣＡＭ的进程表达式Ｐ包括主进程Ｐ
ＣＦＬ
和从属的子进程
Ｐ
Ｇ
、Ｐ
Ａｕｔｈ
、Ｐ
Ｒｅｖ
，它们之间的关系如式（１１）所示。
Ｐ
ＣＦＬ
ｄｅｆ！（Ｐ
Ｇ
｜Ｐ
Ａｕｔｈ
｜Ｐ
Ｒｅｖ
）（１１）
Ｐ
ＣＦＬ
由Ｐ
Ｇ
、Ｐ
Ａｕｔｈ
和Ｐ
Ｒｅｖ
三类异构子进程组成，其中Ｐ
Ｇ
表示
注册子进程，Ｐ
Ａｕｔｈ
表示验证子进程，Ｐ
Ｒｅｖ
表示注销子进程，不同
的子进程分别对应ＣＦＬ认证技术的不同认证阶段（即注册阶
·３５２·
计算机应用研究第３８卷
段、验证阶段和注销阶段）。
３２１ 注册子进程
Ｐ
Ｇ
ｄｅｆｖＩＤ
Ｎ
１
·ｖＩＤ
Ｎ
２
，…，ｖＩＤ
Ｎ
ｎ
Ｐ
Ｇ
ＣＧＣ
｜（ｌｅｔｃｈ＝ｃｈ
ｂ
Ｇ
１
ｉｎＰ
Ｎ
）｜
（ｌｅｔｃｈ＝ｃｈ
ｂ
２
ｉｎＰ
Ｇ
Ｎ
）｜…
（１２）
｜（ｌｅｔｃｈ＝ｃｈ
ｂ
ｉｎＰ
Ｇ
ｎ
Ｎ
）
其中：ｄｅｆ为进程表达式定义符号；｜为进程并发符号；＝为赋值
符号；Ｐ
Ｇ
ＣＧＣ
为注册阶段的ＣＦＬ发证机关进程表达式；Ｐ
Ｇ
Ｎ
为注册
阶段的对等节点Ｎ
ｉ
进程表达式；ｖＩＤ
Ｎ
ｉ
（ｉ＝１，２，…，ｎ）为区块链
系统中不同对等节点Ｎ
ｉ
的身份标志，作为受限制的私有名字
绑定在进程表达式中；ｃｈ
ｂ
ｉ
（ｉ＝１，２，…，ｎ）为对等节点Ｎ
ｉ
与
ＣＦＬ发证机关Ｇ的公共消息通道；ｌｅｔ…ｉｎ…为进程变量的主
动替换符号，例如ｌｅｔｃｈ＝ｃｈ
Ｇ
ｂ
２
ｉｎＰ
Ｎ
可表示为｛ｃｈ
ｂ
２
／ｃｈ｝。
注册阶段的对等节点进程表达式Ｐ
Ｇ
Ｎ
和ＣＦＬ发证机关进
程表达式Ｐ
Ｇ
ＣＧＣ
的内部执行逻辑如图９所示。
进程Ｐ
ＧＧ
Ｎ
和Ｐ
ＣＧＣ
满足单射关系，即一个固定的对等节点Ｎ
ｉ
在注册阶段只能与单个发证机关Ｇ进行消息交互。图９（ａ）
中，节点进程Ｐ
Ｇ
Ｎ
首先创建证书申请消息Ｒｅｑ，将这则消息通过
公共通道ｃｈ发送ＣＦＬ发证机关进程Ｐ
Ｇ
ＣＧＣ
，并等待其响应；如果
Ｐ
ＧＧ
ＣＧＣ
成功地执行响应，那么Ｐ
Ｎ
在相同的公共通道中接收对方
的消息对Ｓｅｃｐａｉｒ；最后，提取消息对的首元素，输出事件
ＧｅｔＣｅｒｔＮ〈ｐａｉｒ（ＩＤ，Ｃｅｒｔ）〉的同时递归执行下一个节点进程Ｐ
Ｇ
Ｎ
（由不同名字的公共通道指定）。图９（ｂ）展示了同一时刻的
ＣＦＬ发证机关进程Ｐ
ＧＧ
ＣＧＣ
在公共通道ｃｈ接收来自Ｐ
Ｎ
的消息
Ｒｅｑ
Ｎ
，通过提取Ｒｅｑ
Ｎ
不同位置的项，使用ＣｈｅｃｋＳｉｇｎ／２函数判断
消息签名的有效性；判断通过后，创建对等节点Ｎ
ｉ
的标志私钥
ＩＤＳＫ并对Ｒｅｑ
Ｎ
进行签名，将得到的签名值存入一个新的ＣＦＬ
证书结构ＳｔａＣｅｒｔ中；最后，Ｐ
Ｇ
ＣＧＣ
在同一公共通道ｃｈ中输出Ｓｔａ
Ｃｅｒｔ与主公钥ＰＫ（ＩＳＫ）的消息对并输出事件ＧｅｎＣｅｒｔＧ〈Ｃｅｒｔ〉。
３２２ 验证子进程
Ｐ
Ａｕｔｈ
ｄｅｆｃｈ〈Ｓｅｃｐａｉｒ
Ｎ
〉．Ｐ
Ｇ
｜
！Ｐ
Ａ
Ｎ
ｕｔｈ
Ｓ
｜（ｌｅｔｃｈ
Ａ
＝ｃｈ
Ａ
１
ｉｎＰ
Ａ
Ｎ
ｕｔｈ
Ｃ
）｜
（ｌｅｔｃｈ
Ａ
＝ｃｈ
Ａ
２
ｉｎＰ
Ａ
Ｎ
ｕｔｈ
Ｃ
）｜…
（１３）
｜（ｌｅｔｃｈ
Ａ
＝ｃｈ
Ａ
Ａｕｔｈ
ｎ
ｉｎＰ
Ｎ
Ｃ
）
其中：Ｐ
Ａｕｔｈ
Ｎ
Ｃ
为验证阶段的ＣＦＬ验证发起方进程表达式；Ｐ
Ａｕｔｈ
Ｎ
Ｓ
为
验证阶段的ＣＦＬ验证接收方进程表达式；ｃｈ
Ａ
ｉ
（ｉ＝１，２，…，ｎ）
为ＣＦＬ验证发起方Ｎ
Ｃ
和接收方Ｎ
Ｓ
的公共消息通道；
ｃｈＳｅｃｐａｉｒ
Ｎ
．Ｐ
Ｇ
注册子进程Ｐ
Ｇ
为区块链系统实体提供的ＣＦＬ
证书消息对，其中Ｓｅｃｐａｉｒ
Ｎ
包括ＣＦＬ静态证书和ＣＰＫ种子公
钥集合。由于验证子进程的消息交互双方必须在拥有各自
ＣＦＬ证书的前提下执行交互动作，所以这一动作是执行验证子
进程的重要先验条件。
假设验证进程交互双方持有的ＣＦＬ证书时间均未超过证
书的最长有效期限，即所有的ＣＦＬ证书都不存在证书过期的
状况。验证阶段的验证发起方进程表达式Ｐ
Ａｕｔｈ
Ｎ
Ｃ
和验证接收方
进程表达式Ｐ
Ａｕｔｈ
Ｎ
Ｓ
的内部执行逻辑如图１０所示。
进程Ｐ
Ａｕｔｈ
Ｎ
Ｃ
和Ｐ
Ａｕｔｈ
Ｎ
Ｓ
同样满足单射关系。在图１０（ａ）中，ａ）验
证发起方进程Ｐ
Ａｕｔｈ
Ｎ
Ｃ
首先接收通道ｃｈ中的证书消息对Ｓｅｃｐａｉｒ
Ｃ
，
提取自身的ＣＦＬ证书ＳｔａＣｅｒｔ
Ｃ
与主公钥ＩＰＫ；ｂ）通过一个私有
的随机数ｎ
Ｃ
生成ＳｔａＣｅｒｔ
Ｃ
的签名ＳｉｇＤＹ，并将该签名填充入
ＳｔａＣｅｒｔ
Ｃ
得到新的动态ＣＦＬ证书ＤｙＣｅｒｔ
Ｃ
；ｃ）Ｐ
Ａｕｔｈ
Ｎ
Ｃ
将ＤｙＣｅｒｔ
Ｃ
与
ｎ
Ｃ
进行打包，通过公共通道ｃｈ
Ａ
进行输出，并等待消息接收方
的响应，如果接收方成功地执行响应，则接收消息响应ＤｙＣｅｒｔ
ｐａｉｒ，并输出事件ＲｅｃｖＳｕｃｃ〈ＤｙＣｅｒｔｐａｉｒ〉；ｄ）Ｐ
Ａｕｔｈ
Ｎ
Ｃ
验证ＤｙＣｅｒｔｐａｉｒ
中的证书项ＤｙＣｅｒｔ
Ｓ
是否被撤销，如果得到证书未撤销的结
果，继续按照ＣＦＬ证书生成签名的先后顺序（包括动态ＣＦＬ证
书的签名生成过程），进行签名验证；如果验证通过，那么Ｐ
Ａｕｔｈ
Ｎ
Ｃ
输出事件ＶｅｒｆＳｕｃｃＦｒｏｍＮ
Ｓ
〈ＤｙＣｅｒｔｐａｉｒ〉的同时递归执行下一个
验证发起方进程Ｐ
Ａｕｔｈ
Ｎ
Ｃ
（由不同名字的公共通道指定）。在图１０
（ｂ）中，ａ）验证接收方进程Ｐ
ＡｕｔｈＡｕｔｈ
Ｎ
Ｓ
在ｃｈ
Ａ
中首先接收来自Ｐ
Ｎ
Ｃ
的
消息Ｄｙｐａｉｒ，提取其中的证书项ＤｙＣｅｒｔ
Ｃ
以及随机数项ｎ
Ｃ
；ｂ）
验证ＣＦＬ证书是否被撤销，得到未撤销的结果后，按照ＣＦＬ证
书的签名先后顺序验证ＤｙＣｅｒｔ
Ｃ
的签名正确性，如果验证通
过，输出事件ＶｅｒｆＳｕｃｃＦｒｏｍＮ
Ｃ
〈Ｄｙｐａｉｒ〉；ｃ）Ｐ
Ａｕｔｈ
Ｎ
Ｓ
利用一个私有随
机数ｎ
Ｓ
产生自身的动态ＣＦＬ证书ＤｙＣｅｒｔ
Ｓ
，在同一公共通道
ｃｈ
Ａ
中输出ＤｙＣｅｒｔ
Ｓ
与ｎ
Ｓ
的消息对ｐａｉｒ（ＤｙＣｅｒｔ
Ｓ
，ｎ
Ｓ
），并且输出
事件ＳｅｎｄＣｅｒｔ〈ｐａｉｒ（ＤｙＣｅｒｔ
Ｓ
，ｎ
Ｓ
）〉。
第２期舒展翔，等：基于ＣＦＬ认证体制的区块链系统认证机制研究
·３５３·
３２３ 注销子进程
Ｐ
Ｒｅｖ
ｄｅｆＰ
Ｒ
Ｃ
ｅ
Ｇ
ｖ
Ｃ
｜
ｃｈ〈Ｓｅｃｐａｉｒ
Ｎ
〉．Ｐ
Ｇ
｜（ｌｅｔｃｈ＝ｃｈ
ｂ
Ｒｅｖ
１
ｉｎＰ
Ｎ
）
｜（ｌｅｔｃｈ＝ｃｈ
Ｒｅｖ
ｂ
２
ｉｎＰ
Ｎ
）｜…
（１４）
｜（ｌｅｔｃｈ＝ｃｈｉｎＰ
Ｒｅｖ
ｂ
ｎ
Ｎ
）
其中：Ｐ
ＲｅｖＲｅ
ＣＧＣ
为注销阶段的ＣＦＬ发证机关进程表达式；Ｐ
ｖ
Ｎ
为注
销阶段的对等节点Ｎ
ｉ
进程表达式。
注销阶段的对等节点进程表达式Ｐ
Ｒｅｖ
Ｎ
和ＣＦＬ发证机关进
程表达式Ｐ
Ｒｅｖ
ＣＧＣ
的内部执行逻辑如图１１所示。
Ｐ
Ｒｅｖ
Ｎ
首先使用字符串“ＲＥＶＯＫＥ”和随机数ｎ
Ｎ
生成证书撤
销信息签名ＳｉｇＲｅｖ
Ｎ
，将签名与ＣＦＬ证书的消息对ｐａｉｒ（ｐａｉｒ
（ＳｔａＣｅｒｔ
Ｎ
，ｐａｉｒ（ｌ
Ｒｅｖ
，ｎ
Ｎ
）），ＳｉｇＲｅｖ
Ｎ
）通过公共通道ｃｈ输出，并等
待接收方Ｐ
Ｒｅｖ
ＣＧＣ
的响应；如果Ｐ
ＲｅｖＲｅｖ
ＣＧＣ
成功地执行响应，那么Ｐ
Ｎ
在
相同的公共通道中接收被撤销ＣＦＬ证书ＲｅｖＣｅｒｔ；最后，Ｐ
Ｒｅｖ
Ｎ
调
用函数ＣｈｅｃｋＲｅｖ／２判断ＲｅｖＣｅｒｔ是否撤销成功，如果撤销成
功，ＲｅｖＣｅｒｔＳｕｃｃＮ〈ＲｅｖＣｅｒｔ〉事件得到输出，并继续递归执行下一
个节点进程Ｐ
Ｒｅｖ
Ｎ
。图１１（ｂ）所示为同一时刻的ＣＦＬ发证机关
进程Ｐ
Ｒｅｖ
ＣＧＣ
在公共通道ｃｈ接收来自Ｐ
Ｒｅｖ
Ｎ
的消息Ｒｅｖｐａｉｒ，提取
Ｒｅｖｐａｉｒ中的签名项ＳｉｇＲｅｖ
Ｎ
、证书项Ｃｅｒｔ
Ｎ
和撤销标志项ｌ
Ｎ
；判
断ｌ
Ｎ
是否为“ＲＥＶＯＫＥ”字符串，判断通过后，调用函数Ｃｈｅｃｋ
Ｒｅｖ／２判断Ｃｅｒｔ
Ｎ
是否已被撤销；如果得到Ｃｅｒｔ
Ｎ
未被撤销的结
果，继续使用ＣｈｅｃｋＳｉｇｎ／２函数判断ＳｉｇＲｅｖ
Ｎ
的有效性；判断通
过后，创建对等节点Ｎ
ｉ
的标志私钥ＩＤＳＫ并对标志项ｌ
Ｎ
和节
点标志的对ｐａｉｒ（ｌ
Ｎ
，１
ｓｔ
（Ｃｅｒｔ
Ｎ
））进行签名，将得到的签名值填
入原始证书Ｃｅｒｔ
Ｎ
中，得到节点的撤销证书ＲｅｖＣｅｒｔ
Ｒｅｖ
Ｎ
；最后，Ｐ
ＣＧＣ
在公共通道ｃｈ中输出ＲｅｖＣｅｒｔ
Ｎ
，同时输出事件ＣｅｒｔＲｅｖＳｕｃｃＧ
〈ＲｅｖＣｅｒｔ〉。
４ 实验与分析
实验与分析是对ＣＦＬＢＣＡＭ的正确性、工作效率进行的
实验验证；对ＣＦＬＢＣＡＭ的安全性进行的理论分析。正确性
指模型进程表达式对应的ＣＦＬ认证技术的协议执行过程是否
满足认证协议的认证目标（认证目标包括协议核心要素的保
密性和交互过程的一致性
［２０］
）；安全性指模型的实际执行过程
是否能够实现去中心化的、强身份认证的和保证数据完整性的
安全认证；工作效率则表示模型进程表达式的实现组件在区块
链系统环境下的工作性能。使用自动化协议验证工具ＰｒｏＶｅｒｉｆ
验证ＣＦＬＢＣＡＭ进程表达式内部语法逻辑的正确性，证明ＣＦＬ
认证技术满足认证协议的基本构造需求；将基于ＣＦＬＢＣＡＭ
的ＨｙｐｅｒｌｅｄｇｅｒＦａｂｒｉｃ系统身份认证机制的系统吞吐量、延迟等
性能指标参数与ＨｙｐｅｒｌｅｄｇｅｒＦａｂｒｉｃ系统初始的身份认证机制
进行对比，验证ＣＦＬＢＣＡＭ在区块链系统中的可用性。通过
对ＣＦＬＢＣＡＭ去中心化、强身份认证和数据完整性校验三类
性质的分析，证明模型的安全性。
４１ 实验环境设置
使用ＰｒｏＶｅｒｉｆ
［２１］
作为ＣＦＬＢＣＡＭ正确性的验证工具，对模
型进程表达式的语法、语义逻辑进行自动化的分析与验证。
ＰｒｏＶｅｒｉｆ是一种基于Ｐｒｏｌｏｇ语言实现的一阶定理证明器，能够
分析与验证使用Ｈｏｒｎ子句以及应用
π
演算描述的实体交互
协议的正确性，并且内置实例化的ＤｏｌｅｖＹａｏ敌手模型，能够
在输出部分显示针对协议的潜在攻击方式。
基于主流的联盟区块链系统ＨｙｐｅｒｌｅｄｇｅｒＦａｂｒｉｃ
［２２］
搭建
ＣＦＬＢＣＡＭ的工作效率验证环境，其网络环境逻辑拓扑图如图
１２所示，通过计算机网络技术构建一个小型的分布式对等网
络作为实验的网络环境。所有的Ｆａｂｒｉｃ节点均部署在计算机
的虚拟容器环境Ｄｏｃｋｅｒ中，可分为ｐｅｅｒ、ｏｒｄｅｒｅｒ和ｃｌｉｅｎｔ三种
角色。其中ｐｅｅｒ作为普通的对等节点，负责验证事务有效性
和记录事务区块；ｏｒｄｅｒｅｒ作为事务排序和转发节点，负责将同
一时间的事务打包为事务区块并分发到ｐｅｅｒ中；ｃｌｉｅｎｔ作为用
户端节点，负责产生区块链事务并与ｐｅｅｒ节点执行区块链事
务逻辑的交互过程。
４２ 正确性验证
所有能够被正确执行的实体认证协议都必须满足认证目
标，即同时满足保密性和一致性的要求
［２０］
。其中，保密性是指
攻击者无法通过公开渠道掌握认证过程中的私密消息；一致性
是指在一个涉及两方的认证过程中，发起者Ａ与接收者Ｂ能
够完全确认对方为唯一的交互对象。为了证明ＣＦＬ认证技术
协议执行过程的正确性，使用ＰｒｏＶｅｒｉｆ编码实现了ＣＦＬＢＣＡＭ
的进程表达式，并对进程表达式执行逻辑的保密性和一致性进
行了验证。
４２１ 保密性
假设ＣＦＬＢＣＡＭ主进程Ｐ
ＣＦＬ
的进程环境中存在一个外部
的敌手进程Ｉ，那么主进程的进程环境可表示为Ｃ［Ｐ
Ｇ
｜Ｉ］
≡
Ｃ［！（Ｐ
Ｇ
｜Ｐ
Ａｕｔｈ
｜Ｐ
Ｒｅｖ
）｜Ｉ］，它满足保密性当且仅当Ｉ无法在Ｐ
Ｇ
、
Ｐ
Ａｕｔｈ
和Ｐ
Ｒｅｖ
的公共通道中重新构造进程输出的私密消息。对
于注册进程Ｐ
Ｇ
和撤销进程Ｐ
Ｒｅｖ
，节点标志ＩＤ
Ｎ
用于生成ＣＦＬ
证书，并通过密文的形式在节点Ｎ
ｉ
和ＣＦＬ发证机关之间传
递；对于验证进程Ｐ
Ａｕｔｈ
，随机数ｎ
Ｃ
、ｎ
Ｓ
是动态ＣＦＬ证书签名的
构造元素，并同样以密文的形式在验证发起方Ｎ
Ｃ
和验证接收
方Ｎ
Ｓ
之间传递。因此，对保密性的验证可以被建模为对主进
程Ｐ
ＣＦＬ
安全属性的查询，即攻击者能否从主进程环境Ｃ［Ｐ
ＣＦＬ
］
中获得名字ＩＤ
Ｎ
、ｎ
Ｃ
和ｎ
Ｓ
。保密性验证在ＰｒｏＶｅｒｉｆ中通过下列
查询语句完成：ａ）ｑｕｅｒｙａｔｔａｃｋｅｒ：ＩＤ
Ｎ
；ｂ）ｑｕｅｒｙａｔｔａｃｋｅｒ：ｎ
Ｃ
；ｃ）
·３５４·
计算机应用研究第３８卷
ｑｕｅｒｙａｔｔａｃｋｅｒ：ｎ
Ｓ
。
ＰｒｏＶｅｒｉｆ的输出结果均为“ＲＥＳＵＬＴｎｏｔａｔｔａｃｋｅｒ〈…〉ｉｓ
ｔｒｕｅ”，这表明即使对主进程采取主动攻击的方式，攻击者也无
法获取其中的传递消息ＩＤ
Ｎ
、ｎ
Ｃ
和ｎ
Ｓ
，即证明了ＣＦＬＢＣＡＭ主
进程Ｐ
ＣＦＬ
能够满足保密性的要求。
４２２ 一致性
在注册子进程Ｐ
Ｇ
和注销子进程Ｐ
Ｒｅｖ
中，对等节点Ｎ
ｉ
对
ＣＦＬ发证机关ＣＧＣ的一致性是：如果Ｎ
ｉ
接收到了新的证书消
息对，则ＣＧＣ必定已完成了证书生成或撤销动作。在验证子
进程Ｐ
Ａｕｔｈ
中，接收方Ｎ
Ｓ
对发起方Ｎ
Ｃ
的一致性是：如果Ｎ
Ｓ
接
收到了一个新的证书消息对，那么这则消息必定由Ｎ
Ｃ
发出；
发起方Ｎ
Ｃ
对接收方Ｎ
Ｓ
的一致性是：如果Ｎ
Ｃ
接收到了一个新
的证书消息对，那么这则消息必定由Ｎ
Ｓ
发出，并且Ｎ
Ｓ
已完成
了对Ｎ
Ｃ
动态ＣＦＬ证书消息的验证过程。一致性验证通过在
ＰｒｏＶｅｒｉｆ中查询事件ｅｖｅｎｔ的响应顺序完成，可以使用下列查
询语句：
ａ）ｑｕｅｒｙｉｄ：ｂｉｔｓｔｒｉｎｇ；ｉｎｊ＿ｅｖｅｎｔ
（ＧｅｔＣｅｒｔ（ｐａｉｒ（ＩＤ
Ｎ
，ＳｔａＣｅｒｔ
Ｎ
）））
ｉｎｊ＿ｅｖｅｎｔ（ＧｅｎＣｅｒｔ（ＳｔａＣｅｒｔ））
ｂ）ｑｕｅｒｙｉｄ：ｂｉｔｓｔｒｉｎｇ；ｉｎｊ＿ｅｖｅｎｔ
（ＲｅｖＣｅｒｔＳｕｃｃＮ（ＲｅｖＣｅｒｔ））
ｉｎｊ＿ｅｖｅｎｔ（ＣｅｒｔＲｅｖＳｕｃｃＧ（ＲｅｖＣｅｒｔ
Ｎ
））
ｃ）ｑｕｅｒｙｉｄ：ｂｉｔｓｔｒｉｎｇ；ｉｎｊ
ｅｖｅｎｔ
（ＲｅｃｖＳｕｃｃ（ＤｙＣｅｒｔｐａｉｒ））
ｉｎｊ＿ｅｖｅｎｔ（ＶｅｒｆＳｕｃｃＦｒｏｍＮ
Ｃ
（Ｄｙｐａｉｒ））＆
ｉｎｊ＿ｅｖｅｎｔ（ＶｅｒｆＳｕｃｃＦｒｏｍＮ
Ｓ
（Ｄｙｐａｉｒ））
ｉｎｊ＿ｅｖｅｎｔ（ＳｅｎｄＣｅｒｔ（ｐａｉｒ（ＤｙＣｅｒｔ，ｎ）））
ＳＳ
ＰｒｏＶｅｒｉｆ的输出结果均为ｔｒｕｅ，这表明各个进程的响应顺
序均满足一致性的要求，即证明了ＣＦＬＢＣＡＭ主进程Ｐ
ＣＦＬ
满
足一致性的要求。
４３ 安全性分析
基于ＣＦＬ认证体制的区块链系统认证技术应在继承ＣＦＬ
认证体制的安全特性基础上，保证区块链系统安全认证的需
求。该需求包括去中心化、强身份认证和数据完整性校验。对
ＣＦＬＢＣＡＭ的安全性分析基于ＤｏｌｅｖＹａｏ模型，即恶意敌手可
以在认证过程中任意窃听、获取和窜改传输消息；同时假设底
层密码算法是安全的，即随机数生成、哈希以及数字签名等算
法无法被敌手攻破。
１）去中心化认证 ＣＦＬＢＣＡＭ的去中心化认证特性主要
体现在两个方面：ａ）ＣＦＬ发证机关使用基于用户标志的签名私
钥进行证书签名，不同于ＰＫＩ体制的ＣＡ中心，ＣＦＬ发证机关
ＣＦＬＣＧＣ的签名使用对等节点ＰＮ的标志参数，在ＣＰＫ组合
公钥算法下生成基于ＰＮ标志的签名私钥ＩＤＳＫ，从而避免了
ＣＦＬＣＧＣ的私钥泄露问题，降低了针对ＣＦＬ发证机关的身份
伪造攻击的可能性；ｂ）验证阶段无须第三方参与，在ＣＦＬ
ＢＣＡＭ的验证子进程中，Ｐ
ＡｕｔｈＡｕｔ
Ｎ
Ｃ
和Ｐ
ｈ
Ｎ
Ｓ
执行端到端的认证交互过
程，在这个过程中不需要任何第三方进程的参与，可以预防非
诚实的第三方实体对认证过程发起的中间人攻击。
２）强身份认证 在同一个协议中，如果两个实体都能够
验证对方的身份有效性，则称协议提供强身份认证。在ＣＦＬ
认证技术的验证阶段，对等节点ＰＮ
ｋ
和ＰＮ
ｌ
执行请求—响应
的认证交互模式，即对等双方通过相互传递动态ＣＦＬ证书Ｄｙｍ
Ｃｅｒｔ
ＰＮ
ｋ
／ＤｙｍＣｅｒｔ
ＰＮ
ｌ
，并在验证对方ＣＦＬ证书的签名有效性后
（包括证书申请签名
Ｓｉｇ
ＩＤ
、ＣＦＬ发证机关签名Ｓｉｇ
ＩＤＳＫ
、动态签名
Ｓｉｇ
Ｄｙｍ
），完成身份的信任关系建立。凭借ＰＮ
ｋ
对ＰＮ
ｌ
的认证
以及ＰＮ
ｌ
对ＰＮ
ｋ
的认证，实现了区块链系统对等节点之间的
身份双向认证，即强身份认证。
３）数据完整性校验 对等节点ＰＮ
ｋ
和ＰＮ
ｌ
在执行动态
ＣＦＬ证书传递动作时，假设恶意敌手Ａ获取了其中一端的动态
ＣＦＬ证书，窜改了其中的标志数据ＤｙｍＣｅｒｔ
ＰＮ
ｘ
．ＩＤ为
ＤｙｍＣｅｒｔ
ＰＮ
ｘ
．ＩＤ′，并重新传递该证书消息；另一端接收到此消
息，在执行证书验证动作时，输出以下结果：
ａ）Ｖｅｒｉｆｙ｛Ｓｉｇ
Ｄｙｍ
，（ＩＤ′
‖
ＰＫ
‖
Ｓｉｇ
ＩＤ
‖
Ｓｉｇ
ＩＤＳＫ
‖
Ｒ
ｘ
）｝
ＰＫ
＝ｆａｌｓｅ
ｂ）Ｖｅｒｉｆｙ｛Ｓｉｇ
ＩＤＳＫ
，（ＩＤ′
‖
ＰＫ
‖
Ｓｉｇ
ＩＤ
）｝
ＩＤＰＫ
＝ｆａｌｓｅ
ｃ）Ｖｅｒｉｆｙ｛Ｓｉｇ
ＩＤ
，（ＰＫ
‖
ＩＤ′）｝
ＰＫ
＝ｆａｌｓｅ
根据这些输出结果容易得到ＣＦＬ证书完整性被破坏的结
论，结束对等节点之间的身份信任关系建立过程，从而有效地降
低了由ＣＦＬ证书数据非法窜改引起的恶意节点入网的风险。
４４ 工作效率实验
使用Ｇｏ语言编码实现ＣＦＬＢＣＡＭ的子进程逻辑，并将其
打包为一个新的ｐａｃｋａｇｅ———ＣＦＬ＿ＢＣ，加入到ＨｙｐｅｒｌｅｄｇｅｒＦａｂｒｉｃ
的身份认证与管理模块ＭＳＰ中。分别对ＣＦＬ＿ＢＣ、ＰＫＩ方案、
ｉｄｅｎｔｉｔｙｍｉｘｅｒ方案
［２３］
和ＢＡＶＰ方案
［９］
在Ｆａｂｒｉｃ系统中的工作效
率进行实验对比。其中，ＰＫＩ和ｉｄｅｎｔｉｔｙｍｉｘｅｒ方案均为Ｆａｂｒｉｃ
系统的初始认证组件；ＢＡＶＰ是基于传统ＩＢＣ体制的区块链系
统认证模型，同样使用Ｇｏ语言编码实现并集成Ｆａｂｒｉｃ系统中。
首先对基于上述四种方案的区块链事务提交、验证、打包
过程产生的计算开销进行对比分析。定义ＲＮＧ为随机数产
生，Ｅ为指数运算，Ｈ为哈希运算，Ｐ为双线性对运算，ＳＹ为对
称加密或解密运算，ＰＡ为椭圆曲线点加法运算，ＰＭ为椭圆曲
线点乘法运算，ＩＢＳ为基于身份的签名，ＩＢＶ为基于身份的签名
验证。文献［２４］基于ＰＢＣ库计算得出不同密码运算的平均耗
时：Ｈ约为０．００２３ｍｓ，ＰＭ约为２．２２６ｍｓ，ＳＹ约为０．００４６ｍｓ，
Ｅ约为３．８５０ｍｓ，Ｐ约为５．８１１ｍｓ，ＰＡ约为０．０２８８ｍｓ，ＲＮＧ约
为０．５３９ｍｓ，ＩＢＳ约为２３．８６６ｍｓ，ＩＢＶ约为５．８７２ｍｓ。四种方
案的计算开销对比结果如表３所示。其中，ｎ为种子密钥序列
长度，ｋ为节点的全部标志个数，ｌ为隐藏标志个数。
表３ 各方案的计算开销对比
Ｔａｂ．３ Ｃｏｍｐａｒｉｓｏｎｏｆｃａｌｃｕｌａｔｉｏｎｃｏｓｔｓｏｆｅａｃｈｓｃｈｅｍｅ
方案用户端验证端总和
ＣＦＬ＿ＢＣ
２Ｈ＋ｎＳＹ＋７ＰＭ＋２Ｈ＋ｎＳＹ＋７ＰＭ＋４Ｈ＋２ｎＳＹ＋１４ＰＭ＋
３ＰＡ＋１ＲＮＧ３ＰＡ＋１ＲＮＧ６ＰＡ＋２ＲＮＧ
ＰＫＩ２Ｈ＋２ＰＭ＋１ＰＡ２Ｈ＋２ＰＭ＋１ＰＡ２Ｈ＋４ＰＭ＋１ＰＡ
ＢＡＶＰ
［９］
１ＩＢＳ＋１Ｈ＋１ＩＢＳ＋１ＩＢＶ＋
１ＰＭ＋１ＲＮＧ
１ＩＢＶ＋１Ｈ
２Ｈ＋１ＰＭ＋１ＲＮＧ
ｉｄｅｎｔｉｔｙ
（ｌ＋１４）Ｅ＋（ｋ＋１０）Ｅ＋４Ｈ＋（ｋ＋ｌ＋
ｍｉｘｅｒ
［２３］
２
Ｈ
２
Ｈ＋２Ｐ
２４
）Ｅ＋２Ｐ
由表３可知，ＣＦＬ＿ＢＣ由于涉及了双向签名、签名验证和
组合密钥对生成过程，所以计算开销较ＰＫＩ和ＢＡＶＰ方案有所
增加。在将ＣＦＬ＿ＢＣ与ｉｄｅｎｔｉｔｙｍｉｘｅｒ方案进行对比前，首先假
设ｋ＝５，ｌ＝１，依据文献［２４］的评估结果，可以得到ｉｄｅｎｔｉｔｙ
ｍｉｘｅｒ方案的执行时间约为１２７．１３１２ｍｓ，那么只有当ｎ
≥
１０３８７时，ＣＦＬ＿ＢＣ的执行时间才能超过ｉｄｅｎｔｉｔｙｍｉｘｅｒ方案。
基于这一数值构建的种子密钥序列势必造成存储资源的极大
损耗，这一结果显然不符合ＣＰＫ算法的轻量级要求
［１４］
。因此
在ＣＰＫ算法的应用前提下，可以证明ＣＦＬ＿ＢＣ的计算开销要
优于ｉｄｅｎｔｉｔｙｍｉｘｅｒ方案。在４．１节设置的区块链系统环境中
分别测试四种方案下的工作性能。使用基准测试工具Ｈｙ
ｐｅｒｌｅｄｇｅｒＣａｌｉｐｅｒ
［２５］
在区块链系统环境下模拟区块链事务执行
的生命周期，测试在四种方案下的区块链事务执行效率变化趋
势。其中，设置种子密钥对长度为２００，节点标志个数为５，隐
藏标志个数为１。每一组数据均取２０轮实验的平均值，结果
如图１３所示。
当设定ＨｙｐｅｒｌｅｄｇｅｒＣａｌｉｐｅｒ的区块链事务产生速率分别为
５０、１００、１５０、２００、２５０和３００ＴＰＳ时，由图１３（ａ）可知，区块链
系统在四种方案下执行事务的吞吐量随着事务发送速率的增
加而增加，并在［２００，３００］内达到峰值。ＣＦＬ＿ＢＣ的事务吞吐
量略低于ＰＫＩ方案，与ＢＡＶＰ方案基本持平，明显高于ｉｄｅｎｔｉｔｙ
ｍｉｘｅｒ方案。图１３（ｂ）显示区块链系统在上述四种方案下的单
位事务执行延迟，这一数值同样随着区块链事务产生速率的增
第２期舒展翔，等：基于ＣＦＬ认证体制的区块链系统认证机制研究
·３５５·
加而增加。在相同的区块链事务产生速率下，ＣＦＬ＿ＢＣ的事务
执行总延迟略高于ＰＫＩ、ＢＡＶＰ方案，低于ｉｄｅｎｔｉｔｙｍｉｘｅｒ方案，
并且与ｉｄｅｎｔｉｔｙｍｉｘｅｒ方案的差异随着区块链事务产生速率的
增加而愈加明显。图１３的结果验证了表３计算开销对比的正
确性。
综上所述，通过四种方案的对比分析，ＣＦＬ＿ＢＣ的效率优
于ｉｄｅｎｔｉｔｙｍｉｘｅｒ方案，虽然效率相比传统ＰＫＩ、ＩＢＣ体制略有下
降，但是仍属于可接受的范围（区块链事务的平均执行延迟不
超过０．５ｍｓ），具备较好的实用性。另外，基于ＣＦＬ构建的区
块链系统认证过程满足双向的强身份认证目标，并且整个验证
过程无须第三方实体参与，不存在单点失效问题，相较于传统
ＰＫＩ、ＩＢＣ体制具备更强的安全性。
５ 结束语
本文研究了基于ＣＦＬ认证体制的区块链系统认证机制，
形式化分析了区块链系统的ＣＦＬ认证过程，综合应用
π
演算
理论，建立了基于ＣＦＬ的区块链系统认证模型ＣＦＬＢＣＡＭ。理
论分析表明，本方法在区块链系统环境中保证了安全性；实验
表明，本方法实现了正确的区块链认证机制，同时在区块链系
统环境中保持了良好的工作效率。通过本文的研究，论证了
ＣＦＬ认证体制在区块链系中应用的可行性，为现有区块链系统
认证机制所面临的单点失效、弱身份认证和身份撤销问题提供
了解决方案；同时，通过在区块链系统中加入了国产化、自主可
控的ＣＦＬ认证体制，增强了区块链系统的安全性。
下一步的研究内容：针对一般区块链系统节点数据安全交
互过程所需的ＳＳＬ／ＴＬＳ协议，研究ＣＦＬ认证体制下的区块链
系统节点数据安全交互技术，设计基于ＣＦＬ证书交互的会话
密钥协商和会话数据加密协议，实现基于ＣＦＬ认证体制的区
块链系统节点会话数据的安全交互。
参考文献：
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Ｓｈｕｗａｎｇ．ＬｏｇｏｂａｓｅｄｃｅｒｔｉｆｉｃａｔｅａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎｓｙｓｔｅｍＣＦＬ：Ｃｈｉｎａ，
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ｇｏｖ．ｃｎ／ｓｃａ／ｘｘｇｋ／２０１６０３／２１／ｃｏｎｔｅｎｔ．ｓｈｔｍｌ．（ＳｔａｔｅＣｒｙｐｔｏｇｒａｐｈｙ
Ａｄｍｉｎｉｓｔｒａｔｉｏｎ．ＮｏｔｉｆｉｃａｔｉｏｎｏｆａｐｐｒｏｖａｌｏｆｔｈｅＣＦＬａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎｓｙｓ
ｔｅｍｂａｓｅｄｏｎＳＭ２ａｎｄＳＭ３［ＥＢ／ＯＬ］．（２０１６）［２０１９１２０７］．
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ＴｈｅｏｒｙａｎｄＡｐｐｌｉｃａｔｉｏｎｏｆＣｒｙｐｔｏｇｒａｐｈｉｃＴｅｃｈｎｉｑｕｅｓ．Ｂｅｒｌｉｎ：Ｓｐｒｉｎ
ｇｅｒ，１９９２：２７５２９５．
［１９］ＭｉｔｃｈｅｌｌＪＣ，ＭｉｔｃｈｅｌｌＭ，ＳｔｅｒｎＵ．Ａｕｔｏｍａｔｅｄａｎａｌｙｓｉｓｏｆｃｒｙｐｔｏ
ｇｒａｐｈｉｃｐｒｏｔｏｃｏｌｓｕｓｉｎｇＭｕｒ／ｓｐｌｐｈｉ［Ｃ］／／ＰｒｏｃｏｆＩＥＥＥＳｙｍｐｏｓｉｕｍ
ｏｎＳｅｃｕｒｉｔｙａｎｄＰｒｉｖａｃｙ．Ｐｉｓｃａｔａｗａｙ，ＮＪ：ＩＥＥＥＰｒｅｓｓ，１９９７：１４１１５１．
［２０］ＷｏｏＴ，ＬａｍＳ．Ｓｅｍａｎｔｉｃｍｏｄｅｌｆｏｒａｕｔｈｅｎｔｉｃａｔｉｏｎｐｒｏｔｏｃｏｌｓ［Ｃ］／／
Ｐｒｏｃｏｆｔｈｅ１４ｔｈＩＥＥＥＳｙｍｐｏｓｉｕｍｏｎＲｅｓｅａｒｃｈｉｎＳｅｃｕｒｉｔｙａｎｄＰｒｉｖａ
ｃｙ．Ｐｉｓｃａｔａｗａｙ，ＮＪ：ＩＥＥＥＰｒｅｓｓ，１９９３：１７８１９４．
［２１］ＢｌａｎｃｈｅｔＢ．Ａｎｅｆｆｉｃｉｅｎｔｃｒｙｐｔｏｇｒａｐｈｉｃｐｒｏｔｏｃｏｌｖｅｒｉｆｉｅｒｂａｓｅｄｏｎｐｒｏ
ｌｏｇｒｕｌｅｓ［Ｃ］／／Ｐｒｏｃｏｆｔｈｅ１４ｔｈＩＥＥＥＣｏｍｐｕｔｅｒＳｅｃｕｒｉｔｙＦｏｕｎｄａｔｉｏｎｓ
Ｗｏｒｋｓｈｏｐ．Ｐｉｓｃａｔａｗａｙ，ＮＪ：ＩＥＥＥＰｒｅｓｓ，２００１：８２９６．
［２２］Ｈｙｐｅｒｌｅｄｇｅｒ，Ｈｙｐｅｒｌｅｄｇｅｒｆａｂｒｉｃｄｏｃｓｄｏｃｕｍｅｎｔａｔｉｏｎ，ｒｅｌｅａｓｅ１．３．０［ＥＢ／
ＯＬ］．（２０１８）［２０１９１２０７］．ｈｔｔｐｓ：／／ｂｕｉｌｄｍｅｄｉａ．ｒｅａｄｔｈｅｄｏｃｓ．ｏｒｇ／
ｍｅｄｉａ／ｐｄｆ／ｈｙｐｅｒｌｅｄｇｅｒｆａｂｒｉｃ／ｒｅｌｅａｓｅ１．３／ｈｙｐｅｒｌｅｄｇｅｒｆａｂｒｉｃ．ｐｄｆ．
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ｈｔｔｐｓ：／／ｇｉｔｈｕｂ．ｃｏｍ／ｈｙｐｅｒｌｅｄｇｅｒａｒｃｈｉｖｅｓ／ｃａｌｉｐｅｒ．
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