无人机网络环境下基于动态假名的轻量级身份认证方案研究

A lightweight identity authentication scheme based on dynamic pseudonyms in UAV network environment

摘要

针对现有认证方案普遍存在对第三方密钥中心依赖强、计算复杂度高等问题，提出了一种基于区块链与动态假名的轻量级跨域认证方案.为消除身份伪造风险，引入动态假名生成机制以增强系统抗毁性与隐私保护；为摆脱中心化信任依赖，利用联盟链构建去中心化信任根，并通过链码实现身份的自动化与可追溯管理.基于ProVerif工具，对方案在抵御身份仿冒与重放攻击等典型威胁方面进行了形式化验证.性能评估方面，基于Hyperledger Fabric搭建区块链原型，利用Caliper工具测试数据传输性能，并通过PBC（Pairing-Based Cryptography）库与Crypto++库量化计算与通信开销.实验结果显示，与对比方案相比，在计算开销上降低55.6%~87.7%，通信开销仅288字节，减少35%~76%，存储开销仅120字节，降低11.8%~57.6%，区块链实验显示查询延迟始终低于20 ms，吞吐量随交易数稳定增长.综上，本方案在安全性上具有形式化可证明保障，并在计算、通信与存储性能方面实现显著优化，展现出在资源受限无人机网络中的高效适配性.

Abstract

To address the prevalent issues of strong reliance on third-party key centers and high computational complexity in existing authentication schemes， this paper proposed a lightweight cross-domain authentication scheme based on blockchain and dynamic pseudonyms. To eliminate the risk of identity forgery， a dynamic pseudonym generation mechanism was introduced to enhance system resilience and privacy protection. To remove dependence on centralized trust， a consortium blockchain was further employed to construct a decentralized trust root， and automated and traceable identity management is realized through chaincode. Based on the ProVerif tool， formal verification is conducted to assess the scheme’s resilience against typical security threats such as identity impersonation and replay attacks. For performance evaluation， a blockchain prototype was built based on Hyperledger Fabric， where data transmission performance is tested with the Caliper tool. Computational and communication overhead were quantified using the PBC （Pairing-Based Cryptography） and Crypto++ libraries. Experimental results demonstrated that， compared with existing schemes， the proposed scheme reduced computational overhead by approximately 55.6%~87.7%， with communication overhead of only 288 bytes （a 35%~76% reduction） and storage overhead of only 120 bytes （an 11.8%~57.6% reduction）. The blockchain tests further showed that query latency remained below 20 ms， and throughput increased steadily with the transaction volume. In summary， the proposed scheme provided formally provable security while significantly improving computational， communication， and storage performance， demonstrating efficient adaptability in resource-constrained unmanned aerial vehicle （UAV） network environments.

近年来，无人机技术迅速发展，在军事侦察、应急救援和智慧农业等场景展示出独特优势^［1］.并且随着无人机机动能力的提升，其在未来执行跨域任务的需求将显著增长.然而，跨域任务频次的提升，如何确保无人机安全高效地在不同域之间进行认证，已成为无人机网络亟需解决的核心安全问题^［2］.

为此，大量研究围绕无人机身份认证展开.如表1所示，为了加强无人机网络中用户认证机制的安全性和可靠性，文献［3］提出RUAM-IoD方案，融合ECC（Elliptic Curve Cryptography）、AES（Advanced Encryption Standard）与哈希链，实现无人机与用户间的轻量级跨域认证与密钥协商，支持匿名与撤销，但依赖半可信服务器，未实现去中心化.文献［4］设计了一个面向无人机网络中移动汇聚节点的认证框架，采用轻量级对称加密与挑战-响应机制，实现节点身份验证与密钥协商，支持动态拓扑与能量受限环境，但该方案缺乏匿名性，容易造成隐私泄露.朱辉等人^［5］基于椭圆曲线密钥分发与身份认证实现无人机动态加入与撤销.文献［6］提出一种基于区块链与多签名的5G无人机跨域认证方案，通过联盟链智能合约实现去中心化身份管理与动态跨域互信，支持域加入退出并协商会话密钥保障通信安全，但其交易失败几率与读写延迟较高.文献［7］提出EAPIOD协议，通过椭圆曲线与临时身份实现会话密钥协商，可抵抗重放、中间人与内部节点伪造攻击.在资源受限网络环境下，轻量级认证设计一直是研究重点.例如，在无线体域网环境中，张敏等人^［8］提出的三因素远程认证模型强调降低计算开销并支持多服务器访问，体现了轻量级身份认证在新型网络中的应用趋势.

此外，近年来部分研究利用更复杂的密码结构提升跨域认证的安全性.文献［9］基于CL-PKC提出轻量级跨域认证方案，通过密钥参数分离、身份映射和动态匿名技术，实现无需证书的跨域通信.文献［10］中采用SM9与对称加密的边缘跨域认证协议，支持单点登录与用户匿名，具备低延迟、低开销优势，但仍依赖可信中心，且密钥更新机制较弱.文献［11］提出SLPAKA，结合椭圆曲线密码学与移动边缘计算，提升多域飞行下的安全性与效率.张建华等人^［12］采用Logistic混沌映射动态生成并更新混沌锁，通过哈希函数隐藏标签真实身份，并结合随机数与异或运算实现轻量级认证与会话密钥分发，在开放信道环境下完成标签与阅读器之间的双向身份验证，同时实现抗重放、抗跟踪与前向安全保障.但此类方案计算复杂度较高，不利于资源受限无人机部署.

以上得出，现有认证方案在匿名性、撤销效率及抗伪装能力方面仍存在不足，尤其缺乏利用区块链提升跨域可信性的机制.区块链作为一种不可篡改的分布式账本技术，可在多域之间安全存储无人机身份数据，实现共享、溯源与验证，从根本上增强认证的透明性与抗伪造能力，因此逐渐被引入无人机身份认证体系^［13-14］.在此方向上，Jensen等人^［15］提出将区块链用于无人机集群身份认证，通过去中心化机制提升安全性与数据完整性，防止伪造与篡改.Luo等人^［16］提出支持动态节点加入/退出的区块链跨域认证机制，融合压缩区块与并行链结构，提升认证效率与系统吞吐量，适用于大规模IoT场景.但其实现复杂，消耗资源较高，并且未讨论无人机撤销机制. Zhang等人^［17］提出一种面向带宽受限广域IoT网络的区块链跨域认证机制EBCA，通过引入多链架构、压缩区块与门限签名技术，显著提升认证效率与系统吞吐量.系统采用IBS（Identity-Based Signature）简化身份管理，结合并行共识流程降低通信延迟，适配资源受限环境，但仍未摆脱中心化信任机构的依赖. Wang等人^［18］提出一种基于主从链结构的无证书跨域认证方案CAMS，系统采用主链记录跨域认证授权信息，从链存储域内身份注册数据，结合优化的变色龙哈希函数与PSPBFT（Primary-Secondary Practical Byzantine Fault Tolerance）共识机制，实现多中心协同的身份撤销与高效认证，但其节点角色存在冗余并且对低功耗设备不友好.石润华等人^［19］结合区块链、在线/离线签名与聚合签名技术，利用联盟链存储公钥与签名，降低存储压力，防止单点故障，但假名管理复杂度，缺乏动态性.

综上，虽然已经有学者使用到区块链去解决无人机跨域认证的问题，但大多方法还存在一些问题，比如未摆脱中心化依赖，不适应无人机环境的需求（高机动性、低资源），为了应对上述提到的问题，本文将采用区块链技术研究无人机跨域认证协议.

1 预备知识

1.1 椭圆曲线签名算法

ECDSA是一种基于椭圆曲线密码的数字签名算法，以更短密钥实现与RSA算法（Rivest Shamir Adleman Encryption）相当的安全性，适用于资源受限的无人机.其通过私钥标量乘法生成公钥，利用随机数 k 计算签名（r，s），并通过椭圆曲线点验证其有效性^［20］. ECDSA计算开销小、密钥短，能有效支持无人机的轻量级跨域认证.

1.2 区块链的不可篡改性

区块链是一种由哈希链接区块构成的分布式账本，依靠密码学散列、顺序链式结构和共识机制实现数据不可篡改^［21］.任何修改都会破坏区块哈希并被多数节点拒绝.

2 方案设计

2.1 模型设计

模型的总体架构如图1所示，其系统主要由四种核心实体构成：区块链网络、地面控制单元（Ground Control Unit，GU）、传输单元及无人机.在初始注册阶段，位于源域（域A）内的无人机向其所属的GU提交身份信息以完成注册，并在此过程中生成、分发和存储相应的非对称密钥对.当该无人机需执行跨域飞行至目标域（域B）并与该域内设备进行通信时，必须首先与目标域的GU建立信任.此过程始于无人机向目标域的GU发起跨域认证请求，并执行一个基于椭圆曲线密码学（ECC）的认证协议.认证成功后，为保障后续通信的机密性、完整性和可持续性，通信双方将进一步协商生成一个临时的会话密钥.

2.2 Dolev-Yao攻击者模型与系统安全假设

本文采用Dolev-Yao威胁模型对无人机跨域认证系统的安全性进行建模与分析.在该模型中，假设攻击者具有完全控制通信信道的能力，可拦截、篡改、重放或伪造任意消息，但无法破解底层密码学原语的安全性.在该模型下，攻击者可实施的主要威胁包括：1）身份伪造攻击；2）中间人攻击；3）重放攻击；4）会话密钥泄露攻击.安全假设：区块链平台可信；账本不可篡改；链码执行结果正确；系统中各实体具备必要的轻量级密码学计算能力；攻击者不能突破密码学原语的计算安全性.基于上述威胁模型，本文进一步在Dolev-Yao攻击者模型下使用ProVerif工具进行形式化安全验证，对协议的认证性与机密性进行系统分析，验证其可抵抗身份伪造、重放、中间人等攻击，确保协议安全性在理论上的可证明性.

2.3 跨域认证方案流程

本方案分为系统初始化、无人机注册、无人机假名材料的生成与分发、无人机跨域认证及无人机撤销阶段.方案的符号说明如表2所示.

2.3.1 系统初始化

系统设置参数曲线（p），由大素数p确定，定义加群性G，阶数q（即群中元素的数量），生成P，O为无穷远处的点，同时系统还定义了四个通用的哈希函数（H_{\mathrm{1}}、H_{\mathrm{2}}、H_{\mathrm{3}}、H_{\mathrm{4}}），这些参数都被作为公共知识写入到区块链的创世区块，被永久地记录在区块链.在系统启动初期，每个地面控制单元（GU）生成自己的密钥对\{g_{sk}\mathrm{、}{G}_{pk}\}并将G_{pk}记录在早期的区块中，形成一个初始的、分布式的信任根.当有新节点加入时，需要得到其他节点的共识，变为可信任节点.任何节点验证一个GU有效性时，需要从区块链检查其是否可信.信任不再依赖于单一权威，而是建立在群体共识之上.

2.3.2 无人机注册

无人机生产过程自带真实身份标识（UID），无人机D{r}_i将UID提交给GU，GU验证无人机的信息是否真实有效，然后GU会对D{r}_i进行注册，其中注册过程为：GU为无人机生成密钥对，其中d_{sk}^i=H_{\mathrm{1}}(a||UID||T^{reg})，D_{pk}=d_{sk}·P，a为随机nonce，T^{reg}是注册的时间戳，并生成一个x_i，X_i=X_i·P并将\{UID,d_{sk}^i,D_{pk}^i,T^{reg},see{d}_{\mathrm{1}}\}存储到本地作为此无人机的注册证明，并将\{Did,D_{pk}^i,X_i,T^{reg}\}上传至区块链作为无人机的许可证.该阶段确保无人机初始身份的合法性与可追溯性.

2.3.3 无人机假名材料的生成与分发

GU负责无人机的假名的生成，无人机假名的生成是在无人机注册后完成的，GU生成一批种子\{see{d}_{\mathrm{1}},see{d}_{\mathrm{2}}···see{d}_i\}，为每个种子生成一条对应的哈希链，例如种子see{d}_i，

\begin{array}{l}{h}^n(see{d}_i)\leftarrow h^{n-\mathrm{1}}(see{d}_i)\cdots \leftarrow \\ h^{\mathrm{1}}(see{d}_i)\leftarrow see{d}_i\end{array}，

且

e_k={{\sum }_{i=\mathrm{1}}^{k}h}_{\mathrm{1}}(see{d}_i)(\mathrm{m}\mathrm{o}\mathrm{d}q).

如图2为假名生成与分发阶段的流程图，无人机发送D_{req}=\{Did,D_{pk}^i,T^{req}\}的一个哈希值a_i=d_{sk}^i+x_i·H_{\mathrm{3}}(G_{pk}||h_i)，GU从区块链中查询许可证，从许可证中提取X_i，计算a_i·P=D_{sk}^i+X_i·H_{\mathrm{3}}(G_{pk}||D_{req})，如果验证成功，则生成一批假名材料：SI{D}_i=UID\oplus H_{\mathrm{2}}(e_k^i·T^{res})，其中T^{res}为当前计算开始的时间戳，GU可以利用种子see{d}_i撤销无人机的身份，之后，GU将\{SI{D}_i,T^{res}\}发送给无人机，并将无人机的公钥和注册时间和假名材料的哈希值上传到区块链.该机制保证了无人机身份的匿名性与可撤销性.

2.3.4 无人机跨域认证

域A的无人机想要与域B进行通讯，要通过域B的G{U}_B的认证，如图3为无人机跨域认证阶段的流程图.首先，无人机计算根据当前时间戳计算和假名材料计算假名，首先生成l_k^i，计算L_k^i=l_k^i·P，PID=\{{\mathrm{L}}_{\mathrm{k}}^{\mathrm{i}},SI{D}_i,T^{res}\}，d{r}_A^i计算y=l_k^i+d_{sk}^i·(PI{D}_i||M||T_i^{auth})，无人机生成随机数N_d并将认证请求\{Di{d}_A,Pi{d}_i,L_k^i,M,y,T_i^{auth},N_d\}发送到G{U}_B，G{U}_B收到消息后会先检查源目的域ID，并从区块链查出D_{pk}^i和假名材料，计算y·P=L_k^i+D_{pk}^i·(PI{D}_i||M||T_i^{auth})，验证签名是否正确，如果正确，则认证成功.G{U}_B不再发送一个静态的成功消息，而是会创建一个包含原始请求时间戳T的回复消息.G{U}_B使用自己的私钥g_{sk}^b对这个消息进行签名，以证明回复的真实性和完整性.G{U}_B计算y_{reply}=g_{sk}^b·H_{\mathrm{3}}(M_Y||T^{rep})（其中M_Y为认证成功的消息），并返回给d{r}_A^i认证成功的消息\{M_Y,T^{rep},N_d+\mathrm{1},N_g,y_{reply}\}.d{r}_A^i收到G{U}_B的回复后，验证时间戳T是否与第一步的时间戳一致，并检验返回的随机数N_d+\mathrm{1}是否正确，再使用G{U}_B的公钥G_{pk}（d{r}_A^i在请求中已知）计算y_{reply}·P=G_{pk}·H_{\mathrm{3}}(M_Y||T^{rep})来验证签名y_{reply}是否正确，当验证通过后，则最终认证成功，d{r}_A^i信任G{U}_B，实现无人机在跨域场景中的快速可信接入.

当域A无人机获得域B的G{U}_B的信任后，域A无人机想要与域B进行持续的通讯，则需要建立一个可持续通讯的会话密钥，保障会话过程的安全性，无人机\mathrm{d}{\mathrm{r}}_{\mathrm{A}}^{\mathrm{i}}收到认证成功的消息以后，此时d{r}_A^i,G{U}_B在认证的过程中都收到了对方生成的随机数N_{\mathrm{g}}和N_{\mathrm{d}}，\mathrm{d}{\mathrm{r}}_{\mathrm{A}}^{\mathrm{i}}生成一个临时的密钥\mathrm{k}e{\mathrm{y}}_{d\mathrm{g}}=H_{\mathrm{4}}(N_g||N_{\mathrm{d}})，d{r}_A^i选择一个\mathrm{n}\mathrm{o}n\mathrm{c}\mathrm{e}，用\mathrm{k}\mathrm{e}{\mathrm{y}}_{\mathrm{d}\mathrm{g}}对\mathrm{n}o\mathrm{n}\mathrm{c}\mathrm{e}进行加密，并发送给G{U}_B一个认证消息ke{y}_{dg}(\mathrm{n}\mathrm{o}n\mathrm{c}\mathrm{e})，G{U}_B收到认证消息后，也生成相同的ke{y}_{gd}=H_{\mathrm{4}}(N_g||N_d)，用\mathrm{k}e{\mathrm{y}}_{\mathrm{g}\mathrm{d}}解密\mathrm{k}e{\mathrm{y}}_{\mathrm{d}\mathrm{g}}(\mathrm{n}o\mathrm{n}\mathrm{c}\mathrm{e})得到\mathrm{n}o\mathrm{n}\mathrm{c}{\mathrm{e}}^{\mathrm{\text{'}}}，G{U}_{\mathrm{B}}再用ke{y}_{gd}加密\mathrm{n}\mathrm{o}n\mathrm{c}{\mathrm{e}}^{\mathrm{\text{'}}}传输给d{r}_A^i一个消息包含ke{y}_{dg}(\mathrm{n}o\mathrm{n}\mathrm{c}{\mathrm{e}}^{\mathrm{\text{'}}})，d{r}_A^i收到消息后再用ke{y}_{dg}解密得到\mathrm{n}\mathrm{o}n\mathrm{c}{\mathrm{e}}^{\mathrm{\text{'}}}，若\mathrm{n}\mathrm{o}n\mathrm{c}{\mathrm{e}}^{\mathrm{\text{'}}}=\mathrm{n}\mathrm{o}n\mathrm{c}\mathrm{e}则验证成功，双方将ke{y}_{\mathrm{d}\mathrm{g}}作为会话密钥，保存至本地.

2.3.5 无人机撤销

当无人机在域中的时间到达期限或者有违规行为，G{U}_B会从本地搜索无人机的假名种子信息，将其假名批次上传到区块链的吊销列表，此后，无人机的假名批次被撤销，需要重新注册.

3 安全性分析

3.1 形式安全分析与BAN逻辑

BAN逻辑^［22］是一种形式化安全协议验证工具，由Michael Burrows、Martin Abadi和Roger Needham在1990年提出.它用于分析协议中各方（如用户、服务器或设备）之间的“信念”，确保协议能抵抗攻击.核心思想是：通过数学逻辑规则，证明协议消息能建立各方对某些事实（如身份真实性或消息新鲜性）的信任.表3描述了BAN逻辑所使用的符号，表4展示了BAN逻辑的核心规则.

证明分为四个步骤，分别是，消息理想化、初始假设、安全目标、逻辑推导，重点针对于跨域认证和会话密钥协商阶段.

步骤1：消息理想化，将协议消息转化为BAN逻辑的符号形式，

M_{\mathrm{1}}:G{U}_B⊲\{Di{d}_A,PID,L_K,M,y,T^{auth},N_d\}d{r}_{sk}^A.

M_{\mathrm{2}}:D{r}_A⊲P\{M_Y,T^{\mathrm{r}\mathrm{e}\mathrm{p}},N_d+\mathrm{1},N_g,y_{\mathrm{r}\mathrm{e}\mathrm{p}\mathrm{l}\mathrm{y}}\}{g}_{sk}^B.

M_{\mathrm{3}}:G{U}_B⊲key=H(N_g||N_d).

M_{\mathrm{4}}:D{r}_A⊲key=H(N_g||N_d).

步骤2：初步假设，基于威胁模型和假设方案设计，

A_{\mathrm{1}}:G{U}_B|\equiv \stackrel{D_{pk}^A}{\to }D{r}_A,D{r}_A|\equiv \stackrel{G_{pk}^B}{\to }G{U}_B.

A_{\mathrm{2}}:D{r}_A|\equiv Dr{}_A{}^{}\stackrel{H(N_g||N_d)}{\leftarrow }G{U}_B.

A_{\mathrm{3}}:D{r}_A|\equiv (key),G{U}_B|\equiv (key).

A_{\mathrm{4}}:G{U}_B|\equiv G{U}_B\stackrel{H(N_g||N_d)}{\leftrightarrow }D{r}_A.

A_{\mathrm{5}}:D{r}_A|\equiv G{U}_B|\Rightarrow PID.

A_{\mathrm{6}}:D{r}_A|\equiv G{U}_B|\equiv PID.

步骤3：安全目标，基于安全分析定义协议须达成的安全属性，​​

G_{\mathrm{1}}:G{U}_B|\equiv D{r}_A|~\{Di{d}_A,PID,L_K,M,y,N_d,T^{auth}\}.

G_{\mathrm{2}}:D{r}_A|\equiv G{U}_B|~\{M_Y,T^{\mathrm{r}\mathrm{e}\mathrm{p}},N_d+\mathrm{1},N_g,y_{reply}\}.

G_{\mathrm{3}}:D{r}_A|\equiv G{U}_B|\equiv key.

G_{\mathrm{4}}:G{U}_B|\equiv D{r}_A|\equiv key.

G_{\mathrm{5}}:D{r}_A|\equiv PID.

步骤4：逻辑推导，使用BAN逻辑规则逐步推导上述目标达成，首先推导G_{\mathrm{1}}和G_{\mathrm{2}}（消息认证），根据A_{\mathrm{2}}和M_{\mathrm{1}}使用消息含义规则得到

\frac{G{U}_B|\equiv D{r}_A\stackrel{D_{pk}^A}{\leftrightarrow },G{U}_B⊲\{Di{d}_A,PID,L_k,M,N_d,T^{auth}\}d{r}_{sk}^A}{G{U}_B|\equiv D{r}_A|~\{Di{d}_A|~\{Di{d}_A,PID,L_k,M,N_d,T^{auth}\}\}}.（1）

由此G_{\mathrm{1}}达成：G{U}_B相信D{r}_A认证消息的真实.根据A_{\mathrm{1}}和M_{\mathrm{2}}使用消息含义规则得

\frac{Dr{}_A{}^{}|\equiv \stackrel{G_{pk}^B}{\leftrightarrow }G{U}_B,D{r}_A⊲\{M_Y,T^{re\mathrm{p}},N_d+\mathrm{1},N_g,y_{reply}\}}{D{r}_A|\equiv G{U}_B|~\{M_Y,T^{rep},N_d+\mathrm{1},N_g,y_{reply}\}}.（2）

由此G_{\mathrm{2}}达成：\mathrm{D}{\mathrm{r}}_{\mathrm{A}}相信G{U}_B认证消息的真实.其次，推导G_{\mathrm{3}}和G_{\mathrm{4}}（会话密钥安全），由A_{\mathrm{5}}和M_{\mathrm{1}}使用消息含义规则得

\frac{D{r}_A|\equiv D{r}_A\stackrel{H_{\mathrm{4}}(N_g||N_d)}{\leftrightarrow }G{U}_B,D{r}_A⊲key=H(N_g||N_d)}{D{r}_A|\equiv G{U}_B~key}.（3）

由（3）与A_{\mathrm{5}}使用随机数验证规则可得（4）：

\frac{D{r}_A|\equiv (key),D{r}_A|\equiv D{r}_A~key}{D{r}_A|\equiv G{U}_B|\equiv key}.（4）

由A_{\mathrm{5}}和M_{\mathrm{1}}使用消息含义规则得

\frac{G{U}_B|\equiv G{U}_B\stackrel{H_{\mathrm{4}}(N_g||N_d)}{\leftrightarrow }G{U}_B,Dr⊲key=H_{\mathrm{4}}(N_g||N_d)}{D{r}_A|\equiv G{U}_B~key}.（5）

由（5）与A_{\mathrm{6}}使用随机数验证规则可得（6）

\frac{G{U}_B|\equiv (ssk),G{U}_B|\equiv D{r}_A~key}{G{U}_B|\equiv D{r}_A|\equiv key}.（6）

最后推导G_{\mathrm{5}}（假名有效），由A_{\mathrm{4}}和A_{\mathrm{6}}使用管辖权规则可得

\frac{D{r}_A|\equiv G{U}_B|\Rightarrow PID,D{r}_A|\equiv G{U}_B|\equiv PID}{D{r}_A|\equiv PID}.（7）

D{r}_A相信此结果自己的PID有效，G_{\mathrm{5}}达成，假名未被撤销.

由此可见，本协议在认证有效性、会话密钥安全性及假名可撤销性方面均能达到预期目标.需要说明的是，BAN逻辑的证明结果建立在理想化假设之上，未覆盖协议实现层面可能存在的攻击面，因此本文进一步结合ProVerif工具进行验证，以增强结果的可靠性.

3.2 安全性验证

本文采用形式化验证工具ProVerif对无人机跨域认证协议进行分析.ProVerif应用基于π-演算，能够验证协议的认证性与机密性.在建模中，将无人机与地面控制单元的交互抽象为进程，并定义查询事件（event）及其对应关系来验证协议认证逻辑的正确性.验证结果如下：

跨域认证阶段：结果显示event（GUCompletesAuth）==>event（DroneInitiatesAuth），说明完成认证的一方必然对应另一方的发起，保证了双向认证.密钥协商阶段：结果中event（GUCompletes）==>event（DroneCompletes）成立，验证了协商的一致性；同时Querynotattacker（key［］）istrue，证明会话密钥未被泄露.实验结果如图4、5所示，分别是跨域认证阶段和密钥协商阶段用ProVerif证明方案安全性的结果.综上，ProVerif验证结果表明，协议在认证性和机密性方面均满足安全要求.

4 性能分析

4.1 计算开销分析

由文献［23］可知其椭圆曲线标量乘法{\mathrm{T}}_{\mathrm{e}\mathrm{c}\mathrm{c}\mathrm{s}\mathrm{m}}=\mathrm{0.556}\mathrm{m}\mathrm{s}，椭圆曲线点加法{\mathrm{T}}_{\mathrm{e}\mathrm{c}\mathrm{c}\mathrm{p}\mathrm{a}}=\mathrm{0.012}\mathrm{m}\mathrm{s}，通用哈希函数{\mathrm{T}}_{\mathrm{h}}=\mathrm{0.000}\mathrm{3}\mathrm{m}\mathrm{s}，AES加密{\mathrm{T}}_{\mathrm{e}\mathrm{n}\mathrm{c}}=\mathrm{0.035}\mathrm{m}\mathrm{s}，AES解密{\mathrm{T}}_{\mathrm{d}\mathrm{e}\mathrm{c}}=\mathrm{0.556}\mathrm{m}\mathrm{s}，双线性对运算{\mathrm{T}}_{\mathrm{b}\mathrm{p}}=\mathrm{9.9}\mathrm{m}\mathrm{s}，哈希到点映射{\mathrm{T}}_{\mathrm{h}\mathrm{t}\mathrm{p}}=\mathrm{0.000}\mathrm{8}\mathrm{m}\mathrm{s}，G上的模幂运算{\mathrm{T}}_{\mathrm{e}\mathrm{x}\mathrm{p}}=\mathrm{0.871}\mathrm{m}\mathrm{s}，文献［24］可知模逆运算{\mathrm{T}}_{\mathrm{i}\mathrm{n}\mathrm{v}}=\mathrm{0.15}\mathrm{m}\mathrm{s}.计算开销对比如图6所示，相比于文献［25-27］最终计算开销减少了约55.6%~87.7%.如表5所示，从计算结构角度分析，文献［27］在认证阶段引入双线性对运算，而双线性对的计算复杂度显著高于椭圆曲线标量乘法.在嵌入式设备环境中，一次双线性对运算的计算时间通常为一次ECC标量乘法的3~5倍，因此成为整体计算开销的主要瓶颈.相较之下，本文方案仅采用ECC标量乘法与哈希运算，避免了复杂配对运算，从根本上降低了运算复杂度.对于无人机而言，其处理器性能和电池容量有限，计算复杂度直接影响飞行时长与系统稳定性.本文方案减少大量高复杂度运算，有助于降低CPU占用率与能耗水平，从而延长无人机任务执行时间.此外，在大规模无人机集群场景下，计算开销呈线性累积趋势.降低单节点认证复杂度，将显著提升整体系统可扩展性.

4.2 通讯开销分析

由文献［16］可知，本文提出的方案中通讯成本与其类似，本文采用参考文献［16］中的给出的通讯成本，分别是哈希输出的长度是32字节，认证消息的长度为64字节，AES加密输出长度为256比特，域ID和时间戳的长度为4字节，椭圆曲线大素数为64个字节，随机数为4字节.在本方案中，无人机向地面控制单元发送认证请求时，该内容的长度为（4+100+64+32+4+4）=208字节，地面控制单元生成的回复信息中的长度为（8+4+4+32）=48字节，会话密钥协商过程中无人机向地面控制单元发送的消息长度为一个AES加密后的长度为32字节，总计288字节的总传输量.通讯开销对比表如表6所示，从通信结构上分析，如文献［26］，在认证阶段包含多轮交互以及较长的参数字段（如大整数与证书信息），导致整体传输量较高.本文通过动态假名机制压缩身份表示长度，并采用轻量级消息结构设计，减少了冗余字段，因此显著降低了通信负载.在无人机跨域飞行过程中，通信通常通过无线信道完成，而无线链路带宽有限且易受干扰.较低的通信开销能够缩短认证时延，降低丢包风险，并提高跨域接入成功率.因此，本文方案在通信效率上的优势具有实际工程意义.

4.3 存储开销分析

无人机作为典型的资源受限设备，其存储空间受到严格限制，因此本节对本方案的存储开销进行分析.本方案旨在通过精简化的设计实现超轻量级的认证.无人机在注册后，仅需存储维持其身份和认证能力所需的核心参数，参考文献［28］设置无人机真实身份标识16字节，主私钥32字节，随机数和时间戳8字节，会话密钥32字节采用区块链技术降低开销，如表7所示，从存储结构来看，文献［25］需要保存双线性参数及复杂凭证，导致存储负担较重.文献［26］需存储匿名参数及会话相关数据.文献［27］中，无人机需要保存对方的公钥和整个系统的公钥加重了无人机的存储开销.本文方案仅保留核心身份参数与少量假名种子信息，且假名采用哈希链方式动态生成，不需提前存储大量假名值，因此存储空间占用最小.在资源受限的无人机嵌入式平台上，内存容量通常为数百KB至数MB级别，降低存储需求有助于提升系统可靠性并降低硬件成本.

4.4 区块链仿真实验与性能分析

本次区块链仿真实验环境基于Hyperledger Fabric2.4.9平台，性能分析基于caliper0.5.0，采用Raft共识机制.如图7所示，在Fabric用两个不同的端口7 051、9 051分别模拟两个不同的域，域中的控制节点分别为org1和org2，为两个不同的节点org1和org2提交链码定义到通道中，其中区块链的链码由go语言编写，包括函数的接口以及具体操作内容，最终结果显示链码分别在两个对等的节点上成功提交.

性能分析主要关注了三种核心操作：上传许可证、查询许可证和更新许可证.图8展示了不同交易数量下三类交易的吞吐量表现.结果表明，查询和上传许可操作的吞吐量显著高于更新许可操作，并且在交易规模扩大时依然保持稳定增长，体现了其较强的并发处理能力.相较之下，更新许可操作的吞吐量始终维持在较低水平，说明写入类交易受制于区块链账本写入和共识机制的性能瓶颈.图9则给出了延迟对比情况.查询许可操作延迟最低，且波动较小，能够在高交易量下保持良好的实时性.上传和更新许可操作的延迟显著高于查询操作，尤其是上传许可在大多数情况下延迟大于200 ms，显示出区块链系统在处理写入类交易时存在较大开销.总体而言，在无人机跨域认证场景中，认证流程以许可证查询为主，写入操作仅在注册或撤销阶段发生，频率较低.因此，读多写少的业务特征与区块链性能特性高度匹配，系统整体能够满足跨域实时认证需求.

综合计算、通信与存储三方面分析可知，本文方案在保持安全性的前提下，实现了明显的轻量化优化.特别是在跨域认证高频查询场景下，区块链性能表现稳定，能够满足无人机网络高机动、低时延的应用需求.然而，需要注意的是，在极大规模节点参与或高频写入场景下，区块链共识延迟可能成为瓶颈，未来可进一步研究轻量级共识机制或侧链结构以提升系统扩展性.

5 结 论

本文针对无人机网络中传统身份认证方案存在的中心化依赖强、计算复杂度高及隐私保护不足等问题，提出了一种基于区块链与动态假名的轻量级跨域身份认证方案.该方案通过联盟链构建去中心化信任根，并引入动态假名机制实现身份匿名性与可追溯性平衡，有效降低了系统的安全风险与管理成本.在安全性方面，基于 ProVerif 工具的形式化验证结果表明，本方案能够抵御身份伪造、重放与中间人等典型攻击，具备形式化可证明的安全性.在性能方面，实验验证了方案在计算、通信与存储开销上的轻量化优势，适用于资源受限的无人机网络环境.但仍需指出，区块链共识过程带来的通信时延和能耗问题尚待进一步优化，未来将探索轻量级共识机制及跨域协同模型，以提升系统的实时性与可扩展性.

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