本發(fā)明屬于計(jì)算機(jī)和網(wǎng)絡(luò)領(lǐng)域，涉及網(wǎng)絡(luò)上的數(shù)據(jù)傳輸，尤其涉及一種數(shù)據(jù)文件的傳輸方法。

背景技術(shù)：

近年來(lái)，隨著計(jì)算機(jī)和網(wǎng)絡(luò)的普及，個(gè)人用戶之間、企業(yè)之間的信息交流大量地轉(zhuǎn)移到互聯(lián)網(wǎng)上進(jìn)行，通過(guò)互聯(lián)網(wǎng)完成雙方的數(shù)據(jù)交換。一個(gè)典型的需求是在互聯(lián)網(wǎng)的兩方之間傳輸某個(gè)數(shù)據(jù)文件，例如word文檔、PDF文檔等等。

現(xiàn)有技術(shù)中，網(wǎng)絡(luò)上數(shù)據(jù)文件的傳輸有多種方法，直接的文件傳輸方法例如有FTP文件傳輸協(xié)議、SCP安全拷貝等等，間接的數(shù)據(jù)文件傳輸方法例如可以通過(guò)電子郵件傳輸、網(wǎng)盤(pán)轉(zhuǎn)存等等。但是，現(xiàn)有的文件傳輸方法或者過(guò)于復(fù)雜，文件傳輸效率低，或者需要借助別的網(wǎng)絡(luò)工具或網(wǎng)絡(luò)服務(wù)，或者安全性不足。

對(duì)于現(xiàn)有技術(shù)的上述缺點(diǎn)，還沒(méi)有一種完善的解決方案。

技術(shù)實(shí)現(xiàn)要素：

為了解決現(xiàn)有技術(shù)中的上述問(wèn)題，本發(fā)明提出了一種數(shù)據(jù)文件的傳輸方法。

本發(fā)明采用的技術(shù)方案如下：

一種數(shù)據(jù)文件的傳輸方法，該方法包括如下步驟：

(1)發(fā)送端與接收端建立連接后，發(fā)送端生成一個(gè)隨機(jī)數(shù)a，并且計(jì)算初始加密密鑰K＝g^a mod P，同時(shí)接收端也生成一個(gè)隨機(jī)數(shù)b，并計(jì)算Y＝g^b mod P。其中，P為素?cái)?shù)，g是P的一個(gè)本原元，K的長(zhǎng)度為L(zhǎng)；

(2)接收端將Y發(fā)送給發(fā)送端，發(fā)送端計(jì)算X＝Y(jié)^amod P，并將X發(fā)送給接收端；

(3)接收端計(jì)算該K’＝K；

(4)發(fā)送端將待傳輸?shù)臄?shù)據(jù)文件分為N塊，記為F₁，F(xiàn)₂，……，F(xiàn)_N，每塊的長(zhǎng)度為mL，m為整數(shù)，最后一塊的長(zhǎng)度如果不足，則通過(guò)在塊最后增加隨機(jī)數(shù)來(lái)補(bǔ)足長(zhǎng)度；

(5)發(fā)送端組裝一個(gè)文件信息包＝{File，N，mL}。其中File是待傳輸數(shù)據(jù)文件的文件信息；

(6)發(fā)送端計(jì)算該數(shù)據(jù)文件的第一個(gè)分塊的哈希值Hash(F₁)，設(shè)哈希值的長(zhǎng)度為h，則在哈希值后補(bǔ)上長(zhǎng)度為L(zhǎng)-h的隨機(jī)數(shù)R₁，獲得新的長(zhǎng)度為L(zhǎng)的密鑰K₁；其中Hash是一個(gè)哈希算法；

(7)設(shè)文件信息包的長(zhǎng)度為L(zhǎng)₀，則將文件信息包與K的前L₀位進(jìn)行異或，得到異或結(jié)果X_F；然后發(fā)送端組裝一個(gè)初始信息包＝{K₁⊕K，X_F，H_F}，將該初始信息包括發(fā)送給接收端。其中H_F是文件信息包和K₁的哈希值；

(8)接收端使用K解密該初始信息包，獲得K₁和文件信息包，并使用H_F進(jìn)行哈希校驗(yàn)，如果校驗(yàn)不通過(guò)，則請(qǐng)求發(fā)送端重發(fā)該初始信息包直到校驗(yàn)通過(guò)，如果校驗(yàn)通過(guò)，則接收端告知發(fā)送端已準(zhǔn)備好接收該數(shù)據(jù)文件；

(9)發(fā)送端設(shè)置循環(huán)變量i＝1；

(10)發(fā)送端組裝第i個(gè)文件包B_i，如果i<N，則令B_i＝{F_i，K_i+1}，K_i+1＝{Hash(F_i+1)，R_i+1}，如果i＝N，則B_i＝F_i；其中R_i+1是一個(gè)長(zhǎng)度為L(zhǎng)-h隨機(jī)數(shù)；

(11)發(fā)送端使用密鑰K_i加密第i個(gè)文件包，即計(jì)算E_i＝E(K_i，B_i)，其中E是加密算法；

(12)發(fā)送端將E_i和Hash(B_i)發(fā)送給接收端，接收端對(duì)E_i解密，獲得B_i；如果i<N，則接收端就從B_i中獲得F_i和K_i+1，從K_i+1中獲得Hash(F_i+1)；如果i＝N，則接收端只獲得F_i；

(13)接收端使用Hash(B_i)對(duì)B_i進(jìn)行哈希值校驗(yàn)，同時(shí)使用Hash(F_i)對(duì)F_i進(jìn)行哈希值校驗(yàn)，如果有一個(gè)校驗(yàn)沒(méi)通過(guò)，則接收端請(qǐng)求發(fā)送端重新發(fā)送直至校驗(yàn)通過(guò)；

(14)如果i<N，則令i增加1，并返回步驟(10)，否則繼續(xù)下述步驟；

(15)接收端合并接收到的所有F_i，獲得數(shù)據(jù)文件。

進(jìn)一步地，所述步驟(11)中的機(jī)密算法E采用如下的鏈?zhǔn)疆惢蚍ǎ?/p>

(11.1)將B_i分成多個(gè)長(zhǎng)度為L(zhǎng)的塊，設(shè)共有S塊；

(11.2)設(shè)B_i分成的S塊為A₁，A₂，……，A_S，鏈?zhǔn)疆惢虻挠?jì)算過(guò)程如下：

C₁＝A₁⊕K_i

C_j＝C_j-1⊕A_j⊕K_i，2≤j≤S；

(11.3)鏈?zhǔn)疆惢虻慕Y(jié)果E_i＝{C_1,，C₂，……，C_S}。

進(jìn)一步地，所述步驟(12)中的解密過(guò)程如下：

(12.1)將需要解密的E_i分成S個(gè)長(zhǎng)度為L(zhǎng)的塊，即C_1,，C₂，……，C_S；

(12.2)按照下述公式進(jìn)行鏈?zhǔn)疆惢蚪饷埽?/p>

A₁＝C₁⊕K_i

A_j＝C_j⊕C_j-1⊕K_i，2≤j≤S

(12.3)鏈?zhǔn)疆惢蚪饷芙Y(jié)果B_i＝{A₁，A₂，……，A_S}。

進(jìn)一步地，使用的哈希算法都是MD5算法。

進(jìn)一步地，所述文件信息包括文件名和文件長(zhǎng)度。

進(jìn)一步地，P和K的長(zhǎng)度都為1024位。

本發(fā)明的有益效果包括：在不影響數(shù)據(jù)文件傳輸效率的情況下，大大加強(qiáng)了傳輸?shù)陌踩浴?/p>

【附圖說(shuō)明】

此處所說(shuō)明的附圖是用來(lái)提供對(duì)本發(fā)明的進(jìn)一步理解，構(gòu)成本申請(qǐng)的一部分，但并不構(gòu)成對(duì)本發(fā)明的不當(dāng)限定，在附圖中：

圖1是本發(fā)明方法所應(yīng)用的系統(tǒng)結(jié)構(gòu)圖。

【具體實(shí)施方式】

下面將結(jié)合附圖以及具體實(shí)施例來(lái)詳細(xì)說(shuō)明本發(fā)明，其中的示意性實(shí)施例以及說(shuō)明僅用來(lái)解釋本發(fā)明，但并不作為對(duì)本發(fā)明的限定。

參見(jiàn)附圖1，本發(fā)明涉及兩點(diǎn)之間的數(shù)據(jù)文件傳輸，分別包括發(fā)送端和接收端，兩者之間通過(guò)網(wǎng)絡(luò)連接，目的是通過(guò)該網(wǎng)絡(luò)將數(shù)據(jù)文件從發(fā)送端傳輸?shù)浇邮斩恕１景l(fā)明的數(shù)據(jù)文件傳輸方法的第一個(gè)考慮是安全性，因而文件在傳輸過(guò)程中應(yīng)當(dāng)是加密的，并且，為了具有普適性，本發(fā)明的發(fā)送端和接收端可以在無(wú)需事先協(xié)商的情況下，完成數(shù)據(jù)文件的加密傳輸；第二個(gè)考慮是傳輸?shù)男?，但是加密傳輸一般?huì)降低傳輸?shù)男?，因而本發(fā)明采用了一個(gè)簡(jiǎn)單有效地加密方法，在保證足夠加密強(qiáng)度的基礎(chǔ)上，對(duì)傳輸效率的影響很??；第三個(gè)考慮是傳輸?shù)目煽啃院腿蒎e(cuò)性，本發(fā)明通過(guò)將文件分塊傳輸，使得即使少數(shù)文件塊在傳輸過(guò)程中損壞，也可以進(jìn)行文件塊重傳，不會(huì)對(duì)整個(gè)傳輸帶來(lái)太大的影響；第四個(gè)考慮文件的完整性，本發(fā)明通過(guò)對(duì)文件塊的哈希值校驗(yàn)來(lái)解決完整性問(wèn)題。并且，本發(fā)明的數(shù)據(jù)文件傳輸方法有機(jī)地將上述四個(gè)考慮方面結(jié)合在一起，較為完善地解決了數(shù)據(jù)文件傳輸問(wèn)題。

下面對(duì)本發(fā)明的方法流程進(jìn)行詳細(xì)地說(shuō)明：

(1)發(fā)送端與接收端建立連接后，發(fā)送端生成一個(gè)隨機(jī)數(shù)a，并且計(jì)算初始加密密鑰K＝g^a mod P，同時(shí)接收端也生成一個(gè)隨機(jī)數(shù)b，并計(jì)算Y＝g^b mod P。

其中，P是一個(gè)大素?cái)?shù)，g是P的一個(gè)本原元，為了安全考慮，P的長(zhǎng)度應(yīng)該足夠大，優(yōu)選地，P的長(zhǎng)度為1024位，則K的長(zhǎng)度也為1024位(如果不足1024位，則在前端補(bǔ)零至1024位)

(2)接收端將Y發(fā)送給發(fā)送端，發(fā)送端計(jì)算X＝Y(jié)^a mod P，并將X發(fā)送給接收端。

(3)接收端計(jì)算

由上述步驟容易推導(dǎo)出，步驟(3)接收端獲得的K’就等于K，因此通過(guò)上述步驟，發(fā)送端和接收端共同擁有了初始加密密鑰K，由于整個(gè)過(guò)程中K都沒(méi)有在網(wǎng)絡(luò)上傳輸，因此即使有黑客監(jiān)聽(tīng)了整個(gè)過(guò)程，也只能獲得X和Y兩個(gè)值，由于離散對(duì)數(shù)計(jì)算的困難性，該黑客實(shí)質(zhì)上無(wú)法在可接受的時(shí)間內(nèi)，基于X和Y的值計(jì)算獲得K，因而K獲得了足夠的保密性和安全性。

(4)發(fā)送端將待傳輸?shù)臄?shù)據(jù)文件分塊，每塊的長(zhǎng)度都是K的長(zhǎng)度的m倍，m為整數(shù)，最后一塊的長(zhǎng)度如果不足，則通過(guò)在塊最后增加隨機(jī)數(shù)來(lái)補(bǔ)足長(zhǎng)度。設(shè)該數(shù)據(jù)文件被分成N塊，記為F₁，F(xiàn)₂，……，F(xiàn)_N。

例如，K的長(zhǎng)度為1024位，m＝10，則將該數(shù)據(jù)文件以10240位的長(zhǎng)度分塊，如果最后一塊不足10240位，則在最后一塊的后面增加隨機(jī)數(shù)，補(bǔ)足至10240位。

數(shù)據(jù)文件分塊的目的，是為了分塊傳輸，從而將損壞的風(fēng)險(xiǎn)分散，即使傳輸過(guò)程中發(fā)生錯(cuò)誤，也只需要重傳出錯(cuò)的塊，而無(wú)需重傳整個(gè)文件。

(5)發(fā)送端組裝一個(gè)文件信息包＝{File，N，mL}。其中File是待傳輸數(shù)據(jù)文件的文件信息，包括文件名，文件長(zhǎng)度等，N是數(shù)據(jù)文件被分塊的塊數(shù)，L是K的長(zhǎng)度，mL就是每個(gè)分塊的長(zhǎng)度。

(6)發(fā)送端計(jì)算數(shù)據(jù)文件的第一個(gè)分塊的哈希值Hash(F₁)，設(shè)哈希值的長(zhǎng)度為h，則在哈希值后補(bǔ)上長(zhǎng)度為L(zhǎng)-h的隨機(jī)數(shù)R₁，獲得新的長(zhǎng)度為L(zhǎng)的密鑰K₁。

Hash是本發(fā)明采用的哈希算法，優(yōu)選地，本發(fā)明采用MD5的哈希算法，MD5的結(jié)果是128位，K的長(zhǎng)度為1024位，則需要生成一個(gè)1024-128＝896位的隨機(jī)數(shù)，補(bǔ)在MD5哈希值后面，構(gòu)成新的1024位的密鑰K₁，由于新密鑰中不僅有隨機(jī)數(shù)，還包括哈希值，進(jìn)一步增強(qiáng)了密鑰的隨機(jī)性，該新密鑰在后面用于對(duì)第一個(gè)文件包的加密。

(7)設(shè)文件信息包的長(zhǎng)度為L(zhǎng)₀，則將文件信息包與K的前L₀位進(jìn)行異或，得到異或結(jié)果X_F。然后發(fā)送端組裝一個(gè)初始信息包＝{K₁⊕K，X_F，H_F}，將該初始信息包括發(fā)送給接收端。其中H_F是文件信息包和K₁的哈希值，用于后續(xù)的校驗(yàn)。

(8)接收端使用K解密該初始信息包，獲得K₁和文件信息包，并使用H_F進(jìn)行哈希校驗(yàn)，如果校驗(yàn)不通過(guò)，則請(qǐng)求發(fā)送端重發(fā)該初始信息包直到校驗(yàn)通過(guò)，如果校驗(yàn)通過(guò)，則接收端告知發(fā)送端已準(zhǔn)備好接收數(shù)據(jù)文件。

由于接收端在步驟(3)中已經(jīng)獲得了密鑰K，因此可以通過(guò)與初始信息包進(jìn)行異或，解密出K₁和文件信息包。哈希校驗(yàn)保證了初始信息包是正確的。另外，由于K₁中包括了Hash(F₁)，因而接收端同時(shí)還獲得了第一個(gè)分塊的哈希值。

(9)發(fā)送端設(shè)置循環(huán)變量i＝1。

(10)發(fā)送端組裝第i個(gè)文件包B_i，如果i<N(即不是最后一個(gè)文件包)，則令B_i＝{F_i，K_i+1}，K_i+1＝{Hash(F_i+1)，R_i+1}，如果i＝N，則B_i＝F_i。

其中，R_i+1是一個(gè)長(zhǎng)度為L(zhǎng)-h的隨機(jī)數(shù)，則R_i+1的長(zhǎng)度與Hash(F_i+1)的長(zhǎng)度之和為L(zhǎng)，也就是說(shuō)，K_i+1的長(zhǎng)度為L(zhǎng)，作為下個(gè)文件包的加密密鑰。

(11)發(fā)送端使用密鑰K_i加密第i個(gè)文件包，即計(jì)算E_i＝E(K_i，B_i)。

本發(fā)明提出了一種新的加密算法E，即鏈?zhǔn)疆惢蚍?，該方法在后面做詳?xì)介紹。

(12)發(fā)送端將E_i和Hash(B_i)發(fā)送給接收端，接收端對(duì)E_i解密，獲得B_i(具體的解密方法也在后面介紹)。如果i<N，則接收端就從B_i中獲得F_i和K_i+1，從K_i+1中獲得Hash(F_i+1)。如果i＝N，則接收端只獲得F_i。

(13)接收端使用Hash(B_i)對(duì)B_i進(jìn)行哈希值校驗(yàn)，同時(shí)使用Hash(F_i)對(duì)F_i進(jìn)行哈希值校驗(yàn)，通過(guò)雙重哈希值校驗(yàn)對(duì)第i個(gè)文件包的完整性進(jìn)行確認(rèn)，如果有一個(gè)校驗(yàn)沒(méi)通過(guò)，則接收端請(qǐng)求發(fā)送端重新發(fā)送直至校驗(yàn)通過(guò)。

從上述步驟可以看出，Hash(B_i)是從本次發(fā)送中獲得的，而Hash(F_i)是從上一個(gè)文件包中獲得的，雙重的不同來(lái)源的哈希校驗(yàn)給黑客攻擊增加了難度。

(14)如果i<N，則令i增加1，并返回步驟(10)，否則繼續(xù)下述步驟。

(15)接收端合并接收到的所有F_i，獲得數(shù)據(jù)文件。

如果最后一個(gè)F_N被添加了隨機(jī)數(shù)，由于文件信息包中有數(shù)據(jù)文件的長(zhǎng)度，因而接收端可以通過(guò)該長(zhǎng)度獲知最后一部分哪些是被添加的隨機(jī)數(shù)，因而可以去除該隨機(jī)數(shù)。

本發(fā)明對(duì)于每個(gè)文件包，使用的都是不同的密鑰K_i，這實(shí)際上起到了一次一密的效果，大大增強(qiáng)了數(shù)據(jù)文件傳輸?shù)陌踩?。而?duì)于步驟(11)中的加密算法，本發(fā)明使用了一種簡(jiǎn)單有效的鏈?zhǔn)疆惢蚍?，具體說(shuō)明如下：

(11.1)將B_i分成多個(gè)長(zhǎng)度為L(zhǎng)的塊，設(shè)共有S塊。

當(dāng)i<N時(shí)，由于B_i包括F_i和K_i+1，其中F_i的長(zhǎng)度為mL，則S＝m+1；當(dāng)i＝N時(shí)，S＝m。

(11.2)設(shè)B_i分成的S塊為A₁，A₂，……，A_S，鏈?zhǔn)疆惢虻挠?jì)算過(guò)程如下：

C₁＝A₁⊕K_i

C_j＝C_j-1⊕A_j⊕K_i，2≤j≤S；

(11.3)鏈?zhǔn)疆惢虻慕Y(jié)果E_i＝{C_1,，C₂，……，C_S}。

本發(fā)明提出的鏈?zhǔn)疆惢蚍ㄆ涫褂玫挠?jì)算只有異或，沒(méi)有復(fù)雜的計(jì)算，因此整個(gè)計(jì)算過(guò)程的效率是非常高的，對(duì)數(shù)據(jù)文件的傳輸效率不會(huì)有太大影響。

鏈?zhǔn)疆惢虻慕饷芤卜浅：?jiǎn)單，具體如下：

(12.1)將需要解密的E_i分成S個(gè)長(zhǎng)度為L(zhǎng)的塊，即C_1,，C₂，……，C_S。

(12.2)按照下述公式進(jìn)行鏈?zhǔn)疆惢蚪饷埽?/p>

A₁＝C₁⊕K_i

A_j＝C_j⊕C_j-1⊕K_i，2≤j≤S

上述鏈?zhǔn)疆惢蚪饷艿倪^(guò)程實(shí)際上可以并行計(jì)算。

(12.3)鏈?zhǔn)疆惢蚪饷芙Y(jié)果B_i＝{A₁，A₂，……，A_S}。

以上所述僅是本發(fā)明的較佳實(shí)施方式，故凡依本發(fā)明專利申請(qǐng)范圍所述的構(gòu)造、特征及原理所做的等效變化或修飾，均包括于本發(fā)明專利申請(qǐng)范圍內(nèi)。