Tóm tắt Luận án tiến sĩ Toán học: Nghiên cứu, xây dựng giải pháp đảm bảo truyền số liệu an toàn trong mạng điều hành giám sát công nghiệp

Chia sẻ: Phong Tỉ | Ngày: | Loại File: PDF | Số trang:28

Thêm vào BST

Báo xấu

24
lượt xem 2
download

Download Vui lòng tải xuống để xem tài liệu đầy đủ

Luận án tập trung nghiên cứu các vấn đề đảm bảo an toàn quá trình truyền dữ liệu của các thiết bị trong mạng điều hành giám sát công nghiệp về ba khía cạnh: xác thực, an toàn và bảo mật dữ liệu, thiết lập và quản lý khóa an toàn và hiệu quả.

Chủ đề:

Bình luận(0) Đăng nhập để gửi bình luận!

Lưu

Nội dung Text: Tóm tắt Luận án tiến sĩ Toán học: Nghiên cứu, xây dựng giải pháp đảm bảo truyền số liệu an toàn trong mạng điều hành giám sát công nghiệp

BỘ GIÁO DỤC VÀ ĐÀO TẠO BỘ QUỐC PHÕNG VIỆN KHOA HỌC VÀ CÔNG NGHỆ QUÂN SỰ NGUYỄN ĐÀO TRƯỜNG NGHIÊN CỨU, XÂY DỰNG GIẢI PHÁP ĐẢM BẢO TRUYỀN SỐ LIỆU AN TOÀN TRONG MẠNG ĐIỀU HÀNH GIÁM SÁT CÔNG NGHIỆP Chuyên ngành: Cơ sở toán học cho tin học Mã số: 9 46 01 10 TÓM TẮT LUẬN ÁN TIẾN SĨ TOÁN HỌC HÀ NỘI - 2018
Công trình được hoàn thành tại: VIỆN KH&CN QUÂN SỰ - BỘ QUỐC PHÕNG Người hướng dẫn khoa học: 1. PGS. TS Lê Mỹ Tú 2. TS Nguyễn Doãn Cường Phản biện 1: GS. TSKH Hồ Tú Bảo Viện John von Neumann Đại học Quốc gia Thành phố Hồ Chí Minh Phản biện 2: PGS. TS Nguyễn Hồng Quang Học viện Kỹ thuật mật mã Phản biện 3: PGS. TS Nguyễn Thị Hoàng Lan Đại học Bách khoa Hà Nội Luận án sẽ được bảo vệ trước Hội đồng đánh giá luận án cấp Viện, họp tại Viện KH&CNQS Vào hồi giờ ngày tháng năm 2018 Có thể tìm hiểu luận án tại thư viện: - Thư viện Viện Khoa học và Công nghệ quân sự - Thư viện Quốc gia Việt Nam
1 MỞ ĐẦU 1. Tính cấp thiết của đề tài luận án Mạng điều hành giám sát công nghiệp (ĐHGSCN) được sử dụng nhiều trong các cơ sở hạ tầng quan trọng của quốc gia như hệ thống dẫn dầu, hệ thống kiểm soát dẫn khí đốt, trong các nhà máy điện, nhà máy hạt nhân, các hệ thống điều khiển và kiểm soát giao thông, hệ thống cung cấp nước, và các hệ thống tiện ích khác[1],[9],[50],[58], [94]. Do nhu cầu kết nối rộng với bên ngoài thì bên cạnh những lợi ích mà nó đem lại về mặt kết nối thì cũng tiềm ẩn nhiều nguy cơ mất an toàn cho chính mạng này[9],[14],[50],[69]. Các hình thức tấn công như tấn công từ chối dịch vụ DoS, tấn công giả mạo, tấn công phát lại, hiểm họa từ chính những nhân viên trong hệ thống, lỗ hổng phần mềm, mật khẩu yếu, tấn công không chối bỏ và cả các mã độc[22],[23],[42],[55],[87],[100]. Bài toán bảo mật trong quá trình truyền dữ liệu của mạng ĐHGSCN đã và đang là chủ đề được nhiều nhà nghiên cứu, nhiều tổ chức khoa học, nhiều quốc gia quan tâm. Trong các giải pháp đó thì vấn đề áp dụng những tiến bộ về mật mã luôn là chủ điểm được xét đến. Mật mã không chỉ giúp bảo mật dữ liệu truyền trên đường truyền mà nó giúp các bên có thể xác thực dữ liệu truyền đó được chính xác từ đích mong muốn. 2. Mục tiêu, đối tượng, phạm vi nghiên cứu Nghiên cứu mô hình truyền thông các tầng giao thức DNP3 mạng điều hành giám sát công nghiệp trên mạng TCP/IP. Khả năng can thiệp mật mã vào các tầng của giao thức DNP3. Phương pháp xác thực dữ liệu an toàn, hiệu quả và phương pháp thiết lập khóa mật mã an toàn trong mạng ĐHGSCN. Luận án tập trung nghiên cứu các vấn đề đảm bảo an toàn quá trình truyền dữ liệu của các thiết bị trong mạng điều hành giám sát công nghiệp về ba khía cạnh: xác thực, an toàn và bảo mật dữ liệu, thiết lập và quản lý khóa an toàn và hiệu quả.
2 3. Phương pháp nghiên cứu Phương pháp quan sát khoa học; Thực nghiệm khoa học; Phân tích và tổng kết các kết quả nghiên cứu; Thu thập số liệu từ các tài liệu tham khảo và từ những thực nghiệm trong mô phỏng thực tiễn. 4. Nội dung nghiên cứu Nghiên cứu đề xuất bổ sung tiêu chuẩn an toàn cho mật mã RSA để đảm bảo tính an toàn phù hợp trong mạng ĐHGSCN; Đề xuất cải tiến thuật toán mã hóa, giải mã AES phù hợp với môi trường truyền thông mạng ĐHGSCN; Đề xuất cải tiến thuật toán thiết lập và quản lý khóa an toàn, chống lại những tấn công phổ biến trong mạng ĐHGSCN; Đề xuất giải pháp mã hóa xác thực an toàn, hiệu quả trong mạng ĐHGSCN. 5. Cấu trúc luận án Luận án gồm phần mở đầu, 04 chương, phần kết luận và hướng phát triển, danh mục các công trình khoa học đã công bố và tài liệu tham khảo. Chương 1: Tổng quan về an toàn và bảo mật trong mạng điều hành giám sát công nghiệp. Chương 2: Ngưỡng an toàn tham số hệ mật RSA và cải tiến thuật toán mã khối AES trong mạng ĐHGSCN Kết quả của chương được công bố trong các bài báo số 2 và 7. Chương 3: Giao thức thiết lập và quản lý khóa an toàn trong mạng điều hành giám sát công nghiệp Kết quả của chương được công bố trong các bài báo số 5, 6, 9 và 10. Chương 4: Giải pháp truyền thông an toàn mạng điều hành giám sát công nghiệp Kết quả của chương được công bố trong các bài báo số 4 và 8. Ý nghĩa khoa học và thực tiễn Về mặt lý thuyết khoa học, qua quá trình nghiên cứu luận án cho thấy những cơ sở khoa học và kỹ thuật của việc nghiên cứu, đề xuất tham số an toàn phù hợp, đề xuất giải pháp ứng dụng những cải tiến về mã hóa, giải mã và thiết lập, quản lý khóa an toàn trong truyền số liệu của mạng ĐHGSCN.
3 Cải tiến nâng cao tính an toàn, chống lại những tấn công trong mạng ĐHGSCN. Từ đó có những giải pháp bảo mật phù hợp cho mạng này. Chương 1: Tổng quan về an toàn và bảo mật trong mạng điều hành giám sát công nghiệp. Chương này gồm các nội dung chính sau: Phần 1.1 trình bày các vấn đề cơ bản về mạng ĐHGSCN. Phần 1.2 trình bày giải pháp bảo mật của các tầng giao thức DNP3 truyền trên mạng TCP/IP, vai trò của mật mã trong an toàn mạng, trong các giao thức truyền thông. Giải pháp bảo mật trong các tầng giao thức DNP3 Giao thức DNP3 (Distributed Network Protocol) được phát triển và sử dụng trong các ngành hoặc lĩnh vực thời gian thực ngày càng tăng trên toàn thế giới, đặc biệt hơn cả là ở Châu Mỹ, Châu Á, Châu Âu và Châu Úc. Các cơ sở hạ tầng thời gian thực đã và đang triển khai giao thức DNP3 rất rộng rãi trong lĩnh vực điều khiển, giám sát, và truy cập dữ liệu trên các trạm hoặc thiết bị kết nối, với các công cụ có những tính năng truyền thông cải tiến tạo ra hiệu suất cao trong hệ thống hoặc trong mạng một cách thuận lợi và tin cậy[60], [73]. Hình 1.5 minh họa chi tiết các tầng trong giao thức DNP3 và luồng thông tin đi giữa bên nhận và bên gửi trong quá trình truyền dữ liệu trong mạng ĐHGSCN qua mạng TCP/IP[85]. Trong những công trình nghiên cứu trước đó cũng có những đề xuất sử dụng mật mã [8],[79],[89],[95],[104] nhưng những công trình này sử dụng những phương pháp mã hóa mà theo NIST thì không đảm bảo an toàn trong môi trường mạng như hiện nay. Luận án tập trung giải quyết những vấn đề hoàn thiện trong một giải pháp đảm bảo truyền số liệu an toàn trong mạng ĐHGSCN. Để đảm bảo an toàn thì cần phải giải quyết ba vấn đề quan trọng: Bảo mật thông tin bằng giải pháp mật mã của riêng hệ thống; Thiết lập và quản lý khóa mật mã; Xác thực
4 tính chính xác của dữ liệu được truyền từ nguồn đến đích, trong mạng ĐHGSCN. Bên gửi Bên nhận Chương trình ứng Chương trình ứng dụng người dùng dụng người dùng Giải pháp mật mã Giải pháp mật mã Tầng ứng dụng DNP3 Tầng ứng dụng DNP3 Tầng giả giao vận DNP3 Tầng giả giao vận DNP3 Tầng liên kết dữ liệu Tầng liên kết dữ liệu DNP3 DNP3 TCP/UDP TCP/UDP IP IP Ethernet IEEE802.3 Ethernet IEEE802.3 Đường truyền Hình 1.5 Mô hình truyền thông an toàn của giao thức DNP3 qua mạng TCP/IP Chương 2: Ngưỡng an toàn tham số hệ mật RSA và cải tiến thuật toán mã khối AES trong mạng ĐHGSCN Chương này gồm hai nội dung chính: (i) Đề xuất tiêu chuẩn tham số cho hệ mật RSA (ii) Đề xuất cải tiến thuật toán mã hóa AES trong mạng ĐHGSCN 2.1. Đề xuất tiêu chuẩn tham số cho hệ mật RSA Theo [44], siêu máy tính mạnh nhất trên thế giới là Sunway TaihuLight của Trung Quốc có tốc độ 93,01 petaflop/s. Như vậy, số phép toán trong một năm mà siêu máy tính này thực hiện được theo biểu thức (2.7). 93,019  244,8  292,4 (2.7) Giả thiết 2.5: Ngưỡng an toàn trong lĩnh vực Kinh tế - Xã hội tại thời điểm 2017, ký hiệu là A(2017) được cho bởi biểu thức (2.8). A(2017) = 2103 (2.8) Giả thiết 2.6: Sức mạnh tính toán của bộ vi xử lý được nhân đôi sau mỗi một năm với giá thành không đổi.
5 Công thức xác định các ngưỡng an toàn cho đến năm y (y  2017): ( y  2017) 11 ( y  2017) A( y)  A(2017)  2 y 2017  2 10  A(2017)  210 (2.9) 2(y 1999) L[2 ] 512 L  2n   2 3 A(y ) 104 (2.10) Bảng 2.3 Bảng giá trị ngưỡng an toàn theo các phương pháp Độ an Độ an Độ an Độ an Độ an Phương toàn cho toàn cho toàn toàn toàn cho Năm pháp khóa đối phân tích cho cho hàm xứng số (RSA) DLP ECC băm 2017- 2177- Luận án 103-112 2026 2924 Lenstra& 2017 83 1717 147 159 166 Verhuel ECRYPT II 2016- 96 1776 192 192 192 (Châu Âu) 2020 2011- NIST (Mỹ) 112 2048 224 224 224 2030 BSI (Đức) 2016 128 2000 250 250 256 ANSSI 2014- 100 2048 200 200 200 (Mỹ) 2020 Phương pháp mã hóa liên tiếp và tiêu chuẩn cho tham số công khai Ngưỡng an toàn tính toán (thường được xét đến một thời điểm cụ thể) là một con số, ký hiệu là A, sao cho mọi tổ chức, cá nhân đều không thể thực hiện được A phép tính cho đến thời điểm được xét. Bài toán RSA. Cho bản mã C được mã hóa bởi hệ mật RSA với tham số công khai (N, e). Hãy tìm M sao cho M e  C (mod N ) . Tấn công mã hóa liên tiếp[52],[70] nhằm tìm ra bản rõ M từ bản mã C theo hệ mật RSA với bộ tham số công khai (N, e) được thực hiện theo thuật toán 2.1. Thuật toán 2.1. (Mã hóa liên tiếp giải bài toán RSA) Input: C, (N, e) Ouput: M thỏa mãn M e  C (mod N ) 1. M  C; 2. X  M  mod N  ; e
6 3. while (X  C) do 3.1 M  X; 3.2 X  M e  mod N  ; 4. return M; Mệnh đề 2.1. Thuật toán 2.1 sẽ dừng sau đúng ord ( N )e  1 vòng lặp ở bước 3. Hệ quả 2.1. Chi phí tính toán của thuật toán 2.1 là ord ( N )e phép lũy thừa với số mũ e trong N . Thuật toán 2.2. (Mã hóa liên tiếp phân tích modulo N) Input: (N, e) là bộ tham số khóa công khai RSA; Ouput: p là ước nguyên tố của N; 1. X  random(1, N); Y  X; 2. p  gcd(X, N); 3. while (p  {1, N}) do 3.1 X  Xe mod N; 3.2 p  gcd(X  Y, N); 4. return p Mệnh đề 2.2. Giả sử N = pq và nếu các điều kiện sau đây được thỏa mãn: ord ( p)e  ord ( q)e (2.21) Giá trị Y lấy trong bước 1 thỏa mãn (mod  (q)) ord ( p )e Y u  Y (mod q) víi u  e (2.22) thì thuật toán 2.2 sẽ dừng với đầu ra là ước nguyên tố p của N. Hệ quả 2.2. Chi phí tính toán của thuật toán 2.2 là m  min ord ( p )e, ord ( q )e phép lũy thừa với số mũ e và m phép tìm ước chung lớn nhất của hai số nguyên trong N . Tiêu chuẩn đề xuất: Số mũ công khai e thỏa mãn điều kiện (2.30) Bổ đề 2.1. Cho N là một số nguyên dương, r là ước nguyên tố của  ( ( N )) . Khi đó nếu ed mod  ( N )  1 víi d   ( ( N )) / r (2.31) thì ord ( N )e là bội của r với r ||  ( ( N )) . m m
7 2.2 Đề xuất cải tiến thuật toán mã hóa AES trong mạng ĐHGSCN Khóa bí mật được phân bổ ki , j  ki0, j ki1, j ...kit, j là phần tử khóa có độ dài 8 bit, 0  i  3;0  j  3;0  t  7; Cải tiến hàm SubBytes g0  k2,0 4 5 k2,0 , g1  k2,0 6 7 k2,0 , g2  k2,1 4 5 k2,1 , g3  k2,1 6 7 k2,1 , g4  k2,2 4 5 k2,2 , g5  k2,2 6 7 k2,2 , g6  k2,3 4 5 k2,3 , g7  k2,3 6 7 k2,3 . Những bit này được nhóm thành 4 nhóm: g0g4, g1g5, g2g6, g3g7 trong đó g0, g1, g2 và g3 lần lượt là số hàng và g4, g5, g6 và g7 lần lượt là số cột của ma trận trạng thái. Dữ liệu ở vị trí M(g0, g4) được thay thế từ S-box. Phép thay thế được thực hiện tương tự như hàm SubBytes của AES. Thực hiện tương tự với các vị trí còn lại M(g1, g5), M(g2, g6) và M(g3,g7). Cải tiến hàm ShiftRows: a0  k0,0 0 1 2 k0,0 k0,0 3 k0,0 , a1  k0,0 4 5 k0,0 6 k0,0 7 k0,0 , a2  k0,1 0 1 2 3 k0,1k0,1 k0,1 , a3  k0,1 4 5 6 7 k0,1k0,1k0,1 , a4  k0,2 0 1 2 3 k0,2 k0,2 k0,2 , a5  k0,2 k0,2 k0,2 k0,2 , a6  k0,3 4 5 6 7 k0,3k0,3k0,3 , a7  k0,3 0 1 2 3 4 5 6 7 k0,3k0,3k0,3 . Các bit của a0 được XOR với những bit của a7 để có được một kết quả 4 bit nhị phân của P, P  a0  a7 . Tương tự như vậy Q, R và S được tạo ra từ các nhóm còn lại [a1, a6], [a2, a5] và [a3, a4] tương ứng, Q  a1  a6 , R  a2  a5 , S  a3  a4 . Các bit của P và R được sử dụng để xác định chỉ số hàng còn các bit của Q và S xác định số lần dịch vòng trái. Hai bit đầu tiên của P cho biết chỉ số hàng được dịch vòng trái. Cải tiến hàm MixColumns b0  k1,0 0 1 k1,0 2 k1,0 3 k1,0 , b1  k1,0 4 5 k1,0 6 k1,0 7 k1,0 , b2  k1,1 0 1 k1,1 , b3  k1,1 2 3 k1,1k1,1 4 5 6 7 k1,1k1,1k1,1 , b4  k1,2 0 1 2 3 k1,2 k1,2 k1,2 , b5  k1,2 4 5 k1,2 6 k1,2 7 k1,2 , b6  k1,3 0 1 k1,3 2 k1,3 3 k1,3 , b7  k1,3 4 5 6 7 k1,3k1,3k1,3. Sau đó được nhóm lại, b0b7 , b1b6 , b2b5 , b3b4 , những nhóm này chuyển đổi thành giá trị thập phân tương ứng và tính mod với 4 cho mỗi nhóm (ví dụ b0b7  01010010  8210 , r  82%4  2 tức là cột thứ ba). Phần dư r sẽ luôn luôn nằm trong phạm vi từ 0 đến 3 (nghĩa là 0 ≤ r ≤ 3. 0, 1, 2 và 3) tương ứng cột đầu tiên, thứ hai, thứ ba và thứ tư. Các biến đổi MixColumns của thuật toán ban đầu được thực hiện trên các cột đã chọn. Số cột tối đa được trộn trong bước này là 4.
8 Kết quả thử nghiệm được thể hiện trong bảng 2.5. Bảng 2.5 Hiệu ứng thác đổ trong các AES khác nhau Hiệu ứng thác đổ Khóa mã (Hex) AES_Mod AES[6] AES_std 123456789ABCDEF0123456789ABCDEF0 53,13% 52,34% 50,00% 023456789ABCDEF0123456789ABCDEF0 123456789ABCDEF0123456789ABCDEF0 47,66% 51,56% 48,44% 123456789ABCDEF1123456789ABCDEF0 123456789ABCDEF0123456789ABCDEF0 55,47% 51,56% 47,66% 123456789ABCDEF0123456789ABCDEF1 123456789ABCDEF0123456789ABCDEF0 53,13% 50,78% 46,09% 123456689ABCDEF0123456789ABCDEF0 Vì các cải tiến được thực hiện trên thuật toán AES ban đầu nên tính an toàn của thuật toán AES gốc được gữ nguyên. Do đó, để dò quét khóa mã cần thực hiện ít nhất 2128 khả năng. Điều này về lý thuyết là không thể. Vì vậy, tấn công vét cạn sẽ không thực hiện được trên AES cải tiến. Mặt khác, những cải tiến trong luận án thực hiện trên thuật toán AES nhằm mục đích không tạo ra một khuôn mẫu cố định nào trong các bước của thuật toán. Việc cải tiến đảm bảo thuật toán có tính xáo trộn và khuếch tán rất lớn. Bởi vậy, các phân tích thống kê về bản mã khó thành công trong thuật toán AES cải tiến. Nâng cao hiệu năng mã hóa và giải mã của AES Kết quả thiết kế mã khối AES cải tiến trên FPGA Hình 2.19 Kết quả mô phỏng thời gian mã hóa AES cải tiến trên ISIM
9 Chương 3: Giao thức thiết lập và quản lý khóa an toàn trong mạng ĐHGSCN Chương này trình bày các nội dung chính sau: (i) Cấu trúc OFT (ii) Đề xuất hai giao thức thiết lập và quản lý khóa mật mã trong mạng ĐHGSCN 3.1 Giao thức OFT OFT là một giao thức quản lý khóa nhóm được Sherman và cộng sự đề xuất trong [10],[31]. Nó dựa trên kiến trúc LKH[19],[32] và sử dụng hàm một chiều trong quản lý khóa[56]. Nhóm trưởng duy trì một cây nhị phân, mỗi nút x của cây gắn với hai khóa mật mã gồm khóa của nút, và khóa mù của nút, . Khóa mù của nút x là đầu ra của hàm một chiều với đầu vào là khóa của nó, . Các khóa của nút bên trong, i được xác định theo quy tắc ( ( ) ( )). Trong đó, và là ký hiệu con trái và con phải của nút x. Root ... ... I” I’ R” I R’ ... ... L R ... ... F ... ... ... ... E A C B D Hình 3.3. Tấn công thông đồng trong OFT Tấn công thông đồng trong OFT Trong [39], Horng đã chỉ ra lỗ hổng các tấn công thông đồng trong OFT. Sau đó, ông ta kết luận rằng OFT không bảo toàn bí mật trước và bí mật sau. Mệnh đề 3.1. (Mệnh đề 1 của Xu, [99]). Trong hình 3.3, A và C thông đồng với nhau chỉ tìm được các khóa gồm: - kI trong khoảng thời gian [tBmax, tDmin]
10 - kI’ trong khoảng thời gian [tBmax, tDmin]([tA, tEmin][tEmax, tC]) - kI” trong khoảng thời gian [tBmax, tDmin]([tA, tEmin][tEmax, tC])([tA, tFmin][tFmax, tC]) ... cứ tiếp tục như vậy lên đến nút gốc. Tấn công thông đồng tổng quát: Mệnh đề 3.2 (Mệnh đề 2 của Xu, [99]). Một cặp A và C thông đồng với nhau cũng không thể tìm ra bất kỳ khóa nào mà chúng không được biết theo giao thức OFT, nếu - A bị trục xuất sau khi C gia nhập nhóm. - A và C cùng gia nhập nhóm. - A và C cùng bị trục xuất ra khỏi nhóm. Mệnh đề 3.3 (Mệnh đề 3 của Xu, [99]) Chọn bất kỳ trong các nút bị trục xuất và các nút gia nhập nhóm mà tạo thành cặp có thể thông đồng với nhau để tìm ra một số khóa nút chưa biết khi và chỉ khi cặp nút đó thông đồng với nhau để cùng tìm ra khóa nút. Điều kiện tấn công thông đồng: Định lý 3.1 (Định lý 1, [101]) Trở lại hình 3.3, các khóa nút mà User_A và User_C có thể thông đồng với nhau để tìm ra là: - kI trong khoảng thời gian [tBMax, tDMin], - kI’ trong khoảng thời gian [tBMax, tDMin]([tA, tEMin][ , tDMin] [tEMax, tC]), - xI’’ trong khoảng thời gian [tBMax, tDMin]([tA, tEMin][ , tDMin] [tEMax, tC])([tA, tFMin][ , tDMin][tFMax, tC]), Và cứ tiếp tục như vậy cho đến nút gốc. Định lý 3.2 (Định lý 2, [101]) Nếu cặp người dùng User_A và User_B thông đồng nhau để tìm ra bất kỳ khóa nào từ giao thức OFT thì phải thỏa mãn các điều kiện sau: - User_C gia nhập nhóm sau khi User_A rời khỏi nhóm hoặc User_A gia nhập nhóm sau khi User_C rời khỏi nhóm. - Có đủ số lượng người dùng trong B và D.
11 3.2 Đề xuất giao thức thiết lập và quản lý khóa mật mã trong mạng ĐHGSCN Giao thức đề xuất OFT-1 Cấu trúc này gồm hai tập, MT và RT. Cấu trúc khóa cho mỗi tập này được xây dựng theo thuật toán 3.3 và 3.6. MTU đóng vai trò nhóm trưởng chung cả nhóm, khóa nhóm tại đây được sử dụng để truyền giữa MTU với các SUB-MTU. SUB-MTU đóng vai trò là nhóm trưởng của nhóm con, khóa ở đây gọi là khóa nhóm con được sử dụng để trao đổi dữ liệu giữa các RTU với MTU hoặc các RTU với các SUB-MTU còn lại trong nhóm mà MTU quản lý. MT0 K 0,1 Trong đó: OFT-1 h=log2m K1,1 K 1,2 mức MTU .... MT1 MT2 MTm-1 .... MTm Kh,1 K10,1 Kh,2 K20,1 .... Kh,m-1 Km-10,1 Kh,m Km0,1 OFT-1 RT21 RT22 RT23 RT24 mức RTU K11,1 K11,2 K21,1 K21,2 Km-11,1 Km-11,2 Km1,1 Km1,2 ... ... K22,1 K22,2 K22,3 K22,4 ... RT17 RT18 RT19 RT20 K14,1 K14,2 K14,15 K14,16 RT1 RT2 RT15 RT16 SubOFT-1/ tập con RT Hình 3.9 Cấu trúc giao thức đề xuất OFT-1 Thêm một SUB-MTU hoặc RTU vào hệ thống Khi bổ sung thêm một thành viên mới vào hệ thống trong OFT-1 được thực hiện theo hai giai đoạn: Giai đoạn thứ nhất, thời hạn của khóa nhóm chưa hết thì để đảm bảo các liên lại được liên tục thì sẽ thực hiện theo thuật toán 3.7; Giai đoạn thứ hai, thời hạn của khóa nhóm đã hết, theo thuật toán 3.8. Hình 3.10 mô tả chi tiết quá trình cập nhật khóa khi kết nạp thêm một SUB-MTU/ RTU vào hệ thống.
12 Thuật toán 3.7: UpdateKeyAddnewMemKeyinvalid() Gold (Nhóm cũ) B(Thành viên mới) Initiation Gold có khóa nhóm cũ là kGold và B có khóa mới k B . KDC B yGold  g kGold ;   yB  g  k B  ; sB  signB ( yB ); Pha I sGold  signKDC ( yGold );  yGold , sGold    B  B B KDC  y ,s KDC B Pha II if (ver (sB , yB )  true)then if (ver (sGold , yGold )  true)then  kGnew  f kGold , yB ;  kGnew  f kB , yGold ;   return kGnew   MT0 ' K0,1 K 0,1       f g K1,1 , g K1,2 ' K1,1 '   K1,2 ' K1,2  f g  K 2,3  , g  K 2,4 '  K 2,1 K 2,2 K 2,3 K 2' , 4 MT7 MT1 MT2 MT3 MT4 MT5 MT6 K 3,1 K 3,2 K 3,3 K 3,4 K 3,5 K 3,6 MT8 ra khỏi hệ thống MT0 K 0,1 K1,1 K 1,2 K 2,1 K 2,2 K 2,3 K2,4 MT1 MT2 MT3 MT4 MT5 MT6 MT7 MT8 K 3,1 K 3,2 K 3,3 K 3,4 K 3,5 K 3,6 K 3,7 K 3,8 MT9 gia nhập hệ thống MT0 ' K 0,1 ' K 0,1   f g  K1,1  , g  K1,2 '   K1,1 ' K1,2 ' K1,2   f g  K 2,3  , g  K 2,4 '   K ' 2,4  f  g  K  , g  K  3,7 ' 3,8 K 2,1 K 2,2 K 2,3 ' K 2,4 MT1 MT2 MT3 MT4 MT5 MT6 MT7 ' K3,8   f g  K 4,1  , g  K 4,2   K 3,1 K 3,2 K 3,3 K 3,4 K 3,5 K 3,6 K 3,7 ' K 3,8 MT8 MT9 K 4,1 K 4,2 Hình 3.10 Cập nhật thành viên trong OFT-1
13 Trục xuất một SUB-MTU hoặc RTU ra khỏi hệ thống Khi trục xuất một SUB-MTU ra khỏi hệ thống, cấu trúc khóa của tập MT thay đổi và khóa nhóm mới chỉ là với những SUB-MTU còn lại và khóa này phải được tính lại và phân phối đến các SUB-MTU theo thuật toán 3.9. Quá trình trục xuất một RTU ra khỏi hệ thống cũng được thực hiện tương tự như trục xuất một SUB-MTU nhưng ở mức RTU và việc cập nhật lại khóa được hiệu chỉnh lên đến tận MT0. Giao thức đề xuất OFT-2 Cấu trúc quản lý khóa giống như trong OFT-1 nhưng trong quá trình cập nhật (bổ sung thành viên mới, trục xuất một thành viên ra khỏi hệ thống) sẽ có những điều chỉnh sao cho chống tấn công thông đồng. MT0 ' K 0,1 ' K 0,1   f g  K1,1  , g  K1,2 '   K1,1 K 1,' 2 K ' 1,2   f g  K 2,3  , g  K 2,4 '   K 2,1 K 2,2 K 2,3 K 2' , 4 MT7 MT1 MT2 MT3 MT4 MT5 MT6 K 3,1 K 3,2 K 3,3 K 3,4 K 3,5 K 3,6 MT8 ra khỏi hệ thống MT0 K 0,1 K1,1 K 1,2 K 2,1 K 2,2 K 2,3 K2,4 MT1 MT2 MT3 MT4 MT5 MT6 MT7 MT8 K 3,1 K 3,2 K 3,3 K 3,4 K 3,5 K 3,6 K 3,7 K 3,8 MT9 gia nhập hệ thống MT0 ' K 0,1 ' K 0,1  f  g  K1,1  , g  K1,2 '  K1,1 ' K1,2 ' K1,2   f g  K 2,3 '   , g  K 2,4'  ' K 2,3  f g  K 3,5 '  , g  K3,6'  K 2,4 '   f  g  K  , g  K  ' 3,7 ' 3,8 K 2,1 K 2,2 ' S K 2,3 ' K 2,4 MT1 MT2 MT3 MT4 ' K3,5   f g  K 4,1  , g  K 4,2   K ' 3,7   f g  K 4,3  , g  K 4,4   ' ' ' ' K 3,1 K 3,2 K 3,3 K 3,4 K 3,5 M K 3,6 K 3,7 S’ K 3,8 M’ ' K3,8   f g  K 4,5  , g  K 4,6  MT9  MT5 MT6 MT7 MT8 K4,1 K4,2 K4,3 K4,4 K4,5 K4,6 Hình 3.11 Cập nhật thành viên trong OFT-2
14 Khi thêm một SUB-MTU hoặc RTU vào hệ thống, hệ thống thực hiện theo hai giai đoạn tương tự như OFT-1: Giai đoạn thứ nhất, khi khóa nhóm chưa hết hạn sử dụng thì sẽ thực hiện theo thuật toán 3.7; Giai đoạn thứ hai, khi khóa nhóm hết hạn sử dụng KDC sẽ tiến hành tìm một nút gần nút gốc nhất để bổ sung thêm nút mới này tương tự như OFT-1. Tuy nhiên, có thêm một số nút ảo S và M để tránh trùng lặp lại OFT-1. Để cây không phát triển quá lớn thì khi cập nhật khóa, nếu khóa của nút anh em với M thì M và S sẽ bị xóa khỏi cây và nút con trái của S sẽ thay thế vị trí của S. Khi trục xuất một RTU hoặc SUB-MTU ra khỏi hệ thống thì cũng cần phải cập nhật lại toàn bộ các khóa liên quan tới RTU hoặc SUB- MTU bị trục xuất đó. Quá trình thực hiện tương tự như OFT-1. Hình 3.11 mô tả quá trình cập nhật thành viên trong OFT-2. Bảng 3.1 So sánh giao thức thiết lập và quản lý khóa đề xuất với các giao thức khác Tổng thời gian Tổng thời gian truyền thông Thời gian tính toán của tính toán của các Giao thức MITM AC RA của KDC (bổ KDC (bổ sung;trục xuất) thành viên (bổ (1) (2) (3) (4) sung;trục xuất) (6) sung;trục xuất) (5) (7) Khóa t g  t f  tsign  tver  1; t g  t f  tsign  tver  tE  tD ; nhóm tE  tD ; còn h 1 (h  1)  tE  (h  1)  t g OFT-1 hạn tD  2h  tg và Có Có Có OFT-2 Khóa (2h  1)  t E  (2h  1)  t g  2h  1; 2tD  (2h  1)  t g ; nhóm t g  t f  tsign  tver  tE  tD ; hết h 1 tD  2h  tg hạn (h  1)  tE  (h  1)  tg ROFT, 2h  1; (2h  1)  tE  (2h  1)  t g ; 2tD  (2h 1)  tg ; NOFT Không Có Có [101] h 1 (h  1)  tE  (h  1)  tg t D  2h  t g 2h  1; (2h  1)  tE  (h 1)  tg ; 2tD  h  t g ; OFT [10], Không Không Không [31] h 1 (h  1)  tE  h  tg tD  h  t g 2h  1; (2h  1)  tE  (h 1)  tg ; 2tD  h  t g ; Ku và cộng Không Có Không sự [98] h 1 (h  h  1)  tE  (h  h)  tg 2 2 h  tD  (1/ 2)h2  tg
15 2h  1; (2h  1)  tE  (h  1)  t g ; 2tD  h  t g ; Xu và cộng Không Có Không sự [99] h 1 (h  1)  tE  (h  2)  tg tD  h  t g (2h  1)  tE   2S  h  1  tM 1  h   tg  2h  tM  2h  1; (h  S  h  1)  t f ; HOFT [51] Không Có Không ( h  S  h)  t f ; h 1 (h  1)  tE   h  2   tM tD  (h  1)  tM  h  t f (h  1)t f Tổng thời gian thực hiện của giao thức ( T Total ) khi cập nhật thành viên của nhóm được tính như sau: - Thời gian thực hiện của giao thức đề xuất khi bổ sung thêm một thành viên mới vào nhóm là Tadd Total  ttrans KDC  max  tadd KDC nodes , tadd . - Thời gian thực hiện của giao thức đề xuất khi trục xuất một thành viên gia khỏi nhóm là Tdel Total  ttrans KDC  max  tdel KDC nodes , tdel . Hàm ở đây là do khi thực hiện cập nhật thành viên trong giao thức đề xuất thì việc tính toán, lưu trữ của nhóm trưởng và các thành viên trong nhóm được thực hiện đồng thời. Chứng minh tính an toàn của các giao thức đề xuất Định nghĩa 3.3 Giao thức đề xuất OFT-1 là đúng đắn nếu với t 0, dãy đơn ⃗⃗⃗⃗⃗⃗ , i  S(t) thì i chỉ biết các khóa của những nút trong đường dẫn từ nút lá của nó đến nút gốc và các khóa mù của nút anh em trên đường dẫn này và không biết các khóa bí mật hoặc khóa mù khác trong T(t). Định nghĩa 3.4 Giao thức đề xuất OFT-1 được gọi là an toàn chống tấn công người dùng đơn nếu với t 0, dãy đơn ⃗⃗⃗⃗⃗⃗ , i  S(t) thì i không bao giờ có thể khôi phục lại bất kỳ khóa của nút nào trong T(t) từ Ki và những thông điệp thu hồi khóa. Định nghĩa 3.5 Giao thức đề xuất OFT-1 được gọi là an toàn chống các tấn công thông đồng nếu với t 0, dãy đơn ⃗⃗⃗⃗⃗⃗⃗ , tập người dùng bất kỳ U =
16 {i|iS(t)}, U không thể khôi phục lại bất kỳ khóa bí mật nào trong T(t) từ {Ki|iU} và những thông điệp thu hồi khóa. Bổ đề 3.1 Giao thức đề xuất OFT-1 đúng và an toàn chống tấn công người dùng đơn. Bổ đề 3.2 Cặp người dùng thông đồng User_A và User_C bất kỳ không thể tính ra bất kỳ khóa chưa biết nào từ giao thức đề xuất OFT-1. Bổ đề 3.3 Giao thức đề xuất OFT-1 là an toàn chống lại tấn công thông đồng. Ngoài ra, giao thức đề xuất OFT-1 bảo toàn bí mật trước và bảo toàn bí mật sau nhờ vào quá trình cập nhật lại khóa ngay sau khi khóa nhóm hết hạn trong trường hợp bổ sung một thành viên mới và cập nhật lại khóa ngay khi một thành viên trong nhóm bị trục xuất. Giao thức OFT-1 chống tấn công bên ngoài dưới dạng MITM dựa vào sử dụng chữ ký số và quá trình xác thực chữ ký số. Ở đây khi kẻ thứ ba xen vào để có thể lấy được thông tin khóa hoặc các thông tin liên quan đến khóa là không thể vì khi thiết lập khóa cho thành viên mới khi gia nhập hệ thống cần phải xác thực chữ ký. Việc chứng minh tính an toàn của giao thức đề xuất OFT-2 trước các tấn công cũng tương tự như chứng minh OFT-1. Chương 4: Giải pháp truyền thông an toàn trong mạng điều hành giám sát công nghiệp Chương này trình bày các nội dung chính sau: Một là, sửa đổi cấu trúc bên trong giao thức DNP3; Hai là, mã hóa xác thực gói tin DNP3 sử dụng các tham số an toàn tương ứng với các mức an toàn của những mối nguy hiểm trước các cuộc tấn công mạng. i) Đề xuất sửa đổi cấu trúc bên trong giao thức DNP3 ii) Đề xuất mã hóa xác thực sử dụng nhiều tham số an toàn, nhiều khóa bí mật
17 Sửa đổi cấu trúc bên trong giao thức DNP3 Tầng giả giao vận Tối đa 2048 byte Data NH KSN OH Tầng liên kết dữ liệu (tối đa 292 byte) Data OH Data PD KSN OH Data NH KSN OH Data NH KSN OH Data PD CRC cải tiến NH KSN OH Data PD CRC TS Trong đó: NH: New Header KSN: Key Sequence Number AES OH: Original Header algorithm PD: Padding CRC: Cyclic Redundancy Check TS: TimeStamp NH KSN OH Data PD CRC TS Tầng vật lý NH KSN OH Data PD CRC TS Hình 4.2 Cấu trúc bên trong của giao thức MoDNP3 Đề xuất mã hóa xác thực sử dụng nhiều tham số an toàn, nhiều khóa bí mật Bên gửi Bên nhận KDC (Key Original Distributed Original Look up Hash Table Data Central) Data (key=SECP[i-1], encKey[i] Value=encKey[i], SECP[i]) (i=1,...,k) AES Yes and No Footer = Decryption i=k Drop (SECP[i] (i=1,...,k)) AES encKey[k] Footer[i] Encryption AES Encryption AES Decryption Header Body Footer Header Body Footer Transmitted Data Received Data Yes AES No AES Header = Drop GPK (Group Decryption Encryption Private Key) Header GPK (Group Look up in Hash Table (SECP[0]) Private Key) (key=SECP[0]) Hình 4.5 Mô hình mã hóa xác thực nhiều tham số an toàn và nhiều khóa bí mật, k (k ≥3). Việc thử nghiệm được thực hiện trên hai máy trong hệ thống ĐHGSCN giả lập, một máy coi như MTU, còn máy kia coi như RTU. Máy MTU là một máy tính chạy Windows 7 bộ vi xử lý Intel Core i5 Dual Core 2,4GHz*2,4GHz, RAM 4GB và máy còn lại chạy Windows 7 bộ vi xử lý Intel Core i5 2,4GHz, RAM 2GB đóng vai trò là RTU. Hai máy này được nối mạng với nhau qua 2 Switch Planet và 02 Router Cisco như hình 4.6.
18 Hình 4.6 Mô hình mô phỏng truyền thông an toàn giữa MTU và RTU Một số kết quả thực nghiệm với giải pháp đề xuất Thực nghiệm được thực hiện truyền một file text đơn giản có kích thước 16B trên máy đóng vai trò MTU truyền sang máy khác đóng vai trò RTU. Các khóa bí mật được sử dụng để mã hóa và giải mã bằng AES cải tiến (chương 2) có kích thước là 16, 24 và 32 MB tương ứng với AES-128, 192, 256. Các file chứa tham số bí mật có kích thước thay đổi từ 16B đến 1KB để làm các bí mật SECP[i] (i =0,...,k-1). Bảng 4.3Thời gian xác thực với các mức an toàn và độ dài khóa khác nhau Kích thước Kích thước 3 tham 4 tham 5 tham 6 tham 7 tham tham số bí mật khóa (bit) số bí mật số bí mật số bí mật số bí mật số bí mật (byte) 16 46 46 46 47 62 32 47 47 47 62 62 64 62 62 62 62 62 128 128 62 63 63 63 63 256 62 109 109 109 109 512 125 203 218 312 328 1,024 327 483 671 874 1,124 16 47 47 47 47 47 32 47 47 62 62 63 64 60 62 62 62 63 192 128 62 62 62 62 78 256 62 109 109 109 109 512 125 203 218 312 328 1,024 328 499 686 873 1,123 16 62 62 63 63 63 32 62 62 62 62 63 64 62 63 63 63 63 256 128 62 63 63 78 78 256 63 109 125 125 125 512 125 203 218 312 327 1,024 343 499 671 874 1,107