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基于地址重载的SDN 分组转发验证

2022-03-31吴平常朝稳左志斌马莹莹

通信学报 2022年3期
关键词:漏报交换机时延

吴平,常朝稳,左志斌,马莹莹

(1.信息工程大学密码工程学院,河南 郑州 450004;2.河南工业大学信息科学与工程学院,河南 郑州 450001)

0 引言

软件定义网络[1](SDN,software defined network)通过解耦数据平面与控制平面,重塑了传统网络僵化的体系结构。SDN 以其灵活性、可编程性为管理配置网络和快速部署新的协议带来了便利,也不可避免地产生了许多安全问题,如缺乏隔离的应用层程序、因遭受分布式拒绝服务(DDoS,distributed denial of service)攻击使控制器单点失效、数据平面基础设施资源的消耗以及开放的API 隐患等,这些安全问题既包括传统网络的安全问题,也包括SDN 专有的网络安全问题[2-3]。

不仅在传统的IP 网络中,而且在新兴的SDN中,针对分组转发的攻击依然是严峻的问题[4-5],攻击者可对一台受控的交换机节点中转发规则恶意的错误配置实施插入、删除、延迟、修改、重放、丢弃数据分组。因此,准确、高效的分组转发验证一直是面对恶意攻击时确保转发正确性的关键课题。

SDN中,虽然控制器可以通过交换机流表转发状态获取分组转发统计信息,但分组传输时延使流分组统计依赖于交换机之间的时间同步,且恶意节点可以通过篡改分组的方式规避此类基于分组转发状态统计的检测方法,攻击者也可通过丢弃一定数量的分组并伪造相同数量分组的方式实施攻击,控制器难以检测此类攻击。现有SDN 转发验证机制通过为数据平面开发新的安全通信协议实现分组逐跳验证转发,但这类机制因插入额外的分组验证字段引入了不小的计算与通信开销[6]。

为解决控制器难以捕获上述恶意节点针对分组攻击的问题,同时避免嵌入额外的密码标签字段引入的计算与通信开销,通过引入有限的计算与通信开销实现高效分组转发,并有效检测分组传输过程中恶意的分组注入/篡改、丢弃/劫持攻击,本文提出一种基于地址重载的SDN 分组转发验证AO-PFV(address overloading-based packet forwarding verification)机制,该机制利用SDN 集中控制、可编程的特点,克服了现有机制通过为数据平面开发新的安全通信协议并实现分组逐跳转发的缺点,通过地址重载,AO-PFV 实现了高效的分组转发,基于采样,控制器能有效检测分组转发的异常行为。

1 相关研究

基于加密或签名的方法在传统IP网络的分组转发验证中已被广泛应用,这类方法通常需要部署密码基础设施,通过为交换机或路由设备开发新的安全通信协议,在分组头中嵌入密码标签实现逐跳的转发验证[7-8],分组传输中的验证引入了较大的运算开销、嵌入固定或可变长度的密码标签也极大地增加了网络通信开销。现有的SDN 分组转发验证大多是通过引入传统IP 网络的数据转发验证机制来实现的,如为数据平面交换机开发新的安全通信协议,向转发的分组头中嵌入可变或固定长度的密码标签,通过校验分组头的密码标签验证分组的有效性。文献[9]提出了SDN 路径一致性规则验证机制REV(rule enforcement verification),通过向转发的分组头中嵌入分组摘要信息保证其完整性,同时,路径中各交换机更新基于压缩消息认证码的标签信息,防止恶意分组重定向,控制器基于嵌入的分组字段信息验证其是否通过了控制器授权的完整路径,REV 引入了不小的通信开销。文献[10]提出基于属性签名标识的SDN 分组转发验证机制,根据用户的身份属性,采用属性密码算法生成属性签名标识,可有效验证分组篡改、伪造等异常行为,但采用基于属性签名的密码学算法使复杂的验证过程引入了较大的计算开销和网络传输时延,且该机制未能有效应对恶意的丢弃与劫持攻击。LPV(lightweight packet forwarding verification)[11]中控制器向交换机下发校验表LPV-table,各交换机节点基于LPV-table 验证分组的完整性,利用SDN 的消息机制以及组表读取转发节点的流转发统计信息实现定位异常,LPV中交换机节点基于控制器下发的摘要信息验证分组完整性,其本质依然是采用逐跳验证的方式实现分组转发。文献[12]提出一种基于数据平面可编程的软件定义网络报文转发验证机制,通过为数据分组添加自定义的密码标识,将协议独立数据分组处理编程语言P4 转发设备[13]加入基于OpenFlow 的软件定义网络,对网络流采样,适用于小型网络的分组转发验证,机制在用户源端IP 头中的选项字段嵌入自定义密码标识增加了网络通信开销,同样,该机制仅能检测恶意篡改/注入攻击。文献[14]基于流图抽象的概念,通过自定义算法处理网络更新和增量验证,检测网络拓扑和数据平面中已知或未知的安全威胁,对异常产生警报,该机制未能有效检测分组的篡改、延迟等恶意攻击。文献[15]提出了基于端址重载的转发验证机制,该机制通过重载分组端口和地址信息使分组传输中无任何额外的通信开销,可以有效检测传输中的篡改、丢弃等攻击,但机制引入的安全通信协议仍然采用了逐跳验证的方式,带来了一定的验证开销。表1 对比分析了现有典型方案解决的问题、主要技术和各自的优缺点。

基于表1 对比分析可以看出,传统网络或SDN现有转发验证机制为数据平面交换机开发新的安全通信协议,通过嵌入密码标签/标签实现分组的逐跳转发验证,或结合密码标签与分组抽样方式检测转发异常,需要额外分组头开销,引入了一定的计算和通信开销[7-12],且未能有效检测恶意的丢弃/劫持攻击[7,10,12];而通过统计路径中节点转发的数据分组计数值并检测异常仅仅可以检测网络中恶意节点针对分组的注入与丢弃攻击[14],但不能有效应对恶意节点的篡改攻击。

表1 典型方案分析

2 攻击模型

SDN 逻辑集中的控制器下发转发策略,数据平面交换机遵循控制器授权策略转发数据。通常,存在非诚实的交换机或敌手控制某一交换机时,可以构造以下攻击来破坏数据分组转发,以中断主机或网络之间的通信。1)注入分组,即攻击者注入虚假分组数据;2)篡改分组,即攻击者篡改数据分组,如负载数据;3)丢弃分组,即攻击者丢弃传输中的任意分组;4)劫持分组,即攻击者将分组重定向至非控制器授权的路径节点;5)重放分组,即攻击者重放以前的分组。攻击者可以实施上述某单一的攻击方式或若干攻击方式结合的组合攻击。

针对上述的攻击类型,本文目标是以较小的开销实现高效的分组转发,以较低的误报率(FPR,false positive rate)与漏报率(FNR,false negative rate),实时、准确检测数据流传输中存在的异常。

本文假定逻辑集中的控制器是安全的,任一数据流入口与出口交换机为诚实交换机节点,控制器与数据平面的通信信道是安全的,数据的机密性由终端用户保证。

3 地址重载的SDN 分组转发验证AO-PFV

本节详细阐述基于地址重载的SDN 分组转发验证机制AO-PFV 如何实现高效转发、实时检测异常的目标。

3.1 AO-PFV 概述

与现有机制通过开发新的安全通信协议并嵌入密码标签实现逐跳验证的方式相比,AO-PFV通过地址重载与哈希采样实现分组转发验证、检测异常。AO-PFV 机制的控制器运行基本流程如图1 所示。

图1 AO-PFV 控制器运行流程

具体来说,AO-PFV 是一种抽样检测机制,针对每条流的每个分组实施采样检测,但由于网络分组传输时延,流分组统计严重依赖于转发设备之间严格的时间同步[6],为此,AO-PFV 借鉴移动目标防御[16](MTD,moving target defense)中地址跳变思想,设计一种地址重载技术,通过将分组头地址字段重载为不同的流表匹配标识,使控制器可将流FlowSN 运行时间t分割为一系列连续的时间间隔ti,即t=t1+t2+…+tn,ti依赖于入口交换机接收的分组数满足某一预设值N(也称为检测时延),由于各时间间隔ti采用的地址重载匹配字段不同,因而达到了时间分割的作用,解决了分组统计依赖交换机时间同步问题。

流在任一间隔ti开始,控制器向入口交换机发送地址重载流表指令,向路径中各后继交换机发送地址重载后的流表,并向出口交换机发送地址恢复的流表指令;间隔ti内,入口交换机基于该指令重载数据分组的地址信息,流路径中的各后继交换机基于重载后的流表转发数据分组,同时,控制器接收入/出口交换机采样的分组验证数据分组的完整性。若验证错误,则表明存在恶意注入/篡改攻击;若间隔ti结束之后、下一间隔ti+1开始之前,采样的入口交换机分组摘要未被验证的计数值超出了预设的阈值,表明存在丢弃/劫持攻击;若上述检测未发生验证错误,并且采样的入口交换机分组摘要未被验证的计数值低于预设的阈值(考虑由于网络传输中存在的自然分组丢失率),则表明在ti内无恶意攻击,可减小下一间隔ti+1采样概率,以此提高网络传输效率。以下将详细阐述AO-PFV中基于地址重载的分组转发和基于哈希采样异常检测机制。

3.2 基于地址重载的分组转发

当数据流进入第一跳入口交换机,入口交换机查询流表,若失配,表明是新的数据流或是该流下一个时间间隔ti开始,此时,交换机将向控制器发送Packet-In 消息请求流表,控制器根据网络拓扑信息计算或已保存的该流传输路径,向路径中的各交换机下发流表。控制器提取并保存入口交换机Packet-In 消息中分组头中的协议号、源/目的地址、源/目的端口号五元组信息,按式(1)计算间隔ti流标识号。

控制器生成间隔ti标识TMi=Hash (ti)32,i=1,2,…,n,向路径中的各后继交换机发送Flow-Mod 消息,安装以FlowSNi及时间间隔标识TMi为匹配域的流表项,在入口交换机安装的流表项中通过指令(如OpenFlow中SET_FIELD 标准命令)将分组头中的地址信息分别设置为FlowSNi和TMi,实现分组地址信息重载,并设定分组的出端口,重载后的IP 分组头地址字段如图2 灰色部分所示,其中FlowSN 为流标识符,TM 为时间间隔标识,每个间隔ti重载的地址字段信息FlowSNi和TMi不同,用于流时间的分割及分组采样统计的时间同步。

图2 重载后的IP 分组头地址字段

控制器获取入口交换机接收的分组数N且满足某一条件后,向入口交换机发送Flow-Mod 消息修改并更新下一间隔ti+1流表项,同时向路径中各后继交换机安装ti+1间隔的流表项,并在一个往返时延后删除各后继交换机在间隔ti内的流表项,使分组可以无损、可靠地传输[17]。通过地址重载,控制器将流运行时间分割为一系列连续的间隔ti,保证控制器对流路径中入口/出口交换机采样分组的时间同步,各后继交换机将根据控制器安装的流表转发数据。控制器保存数据流的原始地址信息,并在出口交换机安装的流表项中指定恢复分组原始地址信息指令,当流分组到达出口交换机时,出口交换机基于该流表指令恢复分组地址,并转发分组至终端。AO-PFV中入口和出口交换机的分组处理流程分别如图3和图4 所示。入口交换机接收流的原始分组,基于控制器下发的流表规则,重载分组地址字段,通过哈希采样,向控制器发送被采样的分组并转发分组至下一节点;中间交换机基于控制器下发的、地址重载后的流表规则转发分组;分组到达出口交换机时,出口交换机匹配分组并通过哈希采样向控制器发送被采样的分组,基于控制器流表指令恢复分组原始地址,转发分组至终端。

图3 入口交换机分组处理流程

图4 出口交换机分组处理流程

3.3 基于哈希采样的异常检测

对某一流FlowSN,通过交换机逐跳验证所有的数据分组,增加了数据平面的计算与通信开销。AO-PFV中控制器通过地址信息重载将流运行时间分割为连续的时间间隔ti,解决分组计数依赖交换机时间同步问题,控制器获取在间隔ti内入口与出口交换机基于哈希采样[18-19]的转发分组并验证其完整性,检测流路径中存在的异常转发行为。第2 节问题描述中分组的重放可等价于重复的分组注入攻击,分组的篡改等同于丢弃原分组并注入伪造的分组,分组的劫持攻击可等价于丢弃原路径上正常转发的分组;因此,本文主要考虑恶意节点实施的篡改以及丢弃这两类攻击。

控制器获取入口/出口交换机通过哈希采样的分组,基于如下的简单统计算法检测异常:设入口交换机在间隔ti内接收的转发分组计数为N(N为一足够大的值),基于相同的哈希采样算法,控制器获取入口与出口交换机以相同概率λ采样的转发分组,对比出口交换机采样分组与入口交换机采样分组的消息摘要,验证其完整性,检测网络异常。对于恶意的篡改攻击,若被篡改的分组在出口交换机被采样,则其摘要值必定不能与入口交换机所采样的分组摘要值相匹配,控制器可判定存在篡改攻击行为;对于恶意丢弃分组攻击,被丢弃的分组必定不能被出口交换机所采样,令间隔ti内入口交换机采样的分组摘要中未被匹配的计数值为ΔS,在无恶意攻击且链路无因拥塞等原因产生自然分组丢失的条件下,未被匹配的摘要计数值必定为ΔS=0,或者分组传输中存在一定概率的自然分组丢失率条件下,若计数值ΔS> 0,但在某一可接受的阈值范围内,可认为分组未被恶意丢弃,分组转发正常,若未被匹配的摘要计数值ΔS大于某一阈值,表明数据流传输中存在恶意的丢弃行为。

AO-PFV中入口/出口交换机按式(2)计算分组摘要值,并按式(3)采样时间间隔ti内的分组。

式(2)通过单向哈希函数H(如SHA-1)计算传输分组 IP 头中不变的字段IPINVAR、分组负载Payload 及重载后地址信息字段(流标识FlowSN 及间隔标识TM)的摘要。其中,为间隔ti的临时密钥,在ti结束前,仅控制器与入口、出口交换机持有该密钥,=H(K||TMi),这里K为数据流FlowSN 入网时,控制器与入口及出口交换机的共享密钥,因此路径中的各交换机节点无法预知入口/出口交换机所采样的分组;Φ为分组摘要值与摩尔加。入口/出口交换机按式(3)实现分组哈希采样,n=lbn,η为Φ位长度,λi为哈希采样概率,0<λi< 1。AO-PFV中入口、出口交换机以概率λi采样转发分组P,控制器维护一个流入口交换机数据分组的消息摘要表Tablemac,基于哈希采样的异常检测算法如算法1 所示。

算法1基于哈希采样异常检测算法

输入间隔ti采样概率λi,采样分组Pi和Po

输出间隔ti+1采样概率λi+1或异常告警

算法1中采样的分组来自入口交换机时,计算并存储该分组的消息摘要,=H(IPINVAR||FlowSN||TM||Payload),更新采样分组计数值size;采样的分组Po来自出口交换机的转发分组时,计算该分组的消息摘要,并在Tablemac中查找是否存在与此匹配的摘要值,若成功匹配,表明该分组同时被入口与出口交换机采样且被正确传输,此时将更新成功匹配成功计数值S(第1)~9)行),间隔ti内,Tablemac中已被匹配成功的摘要值将不再参与下一次匹配(第10)行);若所采样的出口交换机分组摘要未能与表Tablemac中某一MACPi匹配,表明流分组传输路径中必存在虚假分组的注入或分组篡改攻击行为(第11)~13)行)。当FlowSN 入口交换机接收的分组数N满足检测时延条件时(第16)~25)行),控制器将根据在ti内所采样的入口交换机摘要计数值size、成功匹配的摘要计数值S,计算在Tablemac中未被匹配的计数值ΔS=size-S,检测分组传输中的丢弃或劫持攻击,根据检测结果调整下一间隔ti+1采样概率λi+1或异常告警(第18)~24)行)。设入口交换机在ti内接收并转发的分组数为N,若未被匹配的摘要计数值ΔS> 0,且其值ΔS大于某一阈值λiN(θ+Δθ)(第18)行),θ为无恶意攻击时路径中的自然分组丢失率,Δθ为可调节参数,0<Δθ<θ,表明路径中存在恶意的丢弃或劫持的攻击;否则,表明ti间隔内路径中无恶意转发行为,删除保存的该间隔内采样分组的摘要表,并减小下一时间间隔ti+1的采样概率λi+1,即λi+1=ωλi,其中0<ω< 1。

定理1算法1 在任意时间间隔ti内,哈希采样概率为λ,自然分组丢失率为θ的流分组传输路径上,使在无恶意丢弃攻击时的误报率FPR 以及当存在以大于概率θ对分组实施丢弃时的漏报率FNR 皆低于设定值ε(0<ε<1),入口交换机接收的分组数N必须满足N≥max在此检测时延条件下,给定漏报率ε,当恶意节点注入/篡改分组数x>时,控制器可以1-ε的概率检测到该类攻击。

证明以下分别考虑恶意节点的篡改以及丢弃攻击检测。

1)恶意节点的篡改攻击。在间隔ti内,节点篡改单个分组且不被出口交换机所采样的概率为1-λ,若节点注入或篡改x个分组,且皆未被采样,此时恶意节点可有效规避控制器检测,检测算法将发生漏报(控制器检测节点的注入或篡改不会发生误报),FNR 满足

因此,在给定的漏报率ε的条件下,恶意节点最多可注入/篡改的分组数为

所以,当节点注入/篡改x>个分组时,控制器可以1-ε的概率检测到恶意篡改攻击。

2)恶意节点的丢弃攻击。当流FlowSN 路径中无恶意节点的丢弃攻击且无自然分组丢失时,控制器按式(3)获取入口与出口交换机以概率λ哈希采样的数据分组,验证成功的计数值应为S=λN,未能匹配的计数值则为ΔS=0(N为入口交换机在ti内接收并转发的分组数)。考虑网络中存在的自然分组丢失率,假定数据传输路径中因网络拥塞等原因使分组在传输中以最大概率θ被自然丢弃。

当无恶意攻击时,基于哈希采样,控制器获取的出口交换机的采样分组摘要未能与入口交换机采样的分组摘要匹配的计数值为ΔS,ΔS=size -S,其期望值应满足E(ΔS)≤λ Nθ,若ΔS>thr,这里取阈值thr=λ N(θ+Δθ)=λ Nθ+λ NΔθ> E(ΔS),其中Δθ为可调节参数,0<Δθ<θ,此时必将引发误报(FP,false positives)。异常检测算法使在无恶意丢弃攻击时的FPR 满足

基于切诺夫界[20]可得

其中,0<Δθ<θ。

使在无恶意丢弃攻击时误报率低于某一定值ε,需要满足

同理,当路径中存在恶意攻击者以大于θ的概率对分组实施攻击时,考虑存在的最大自然分组丢失率θ,则Tablemac中未被匹配计数值ΔS=size-S,其期望值满足E(ΔS)>2λ Nθ,若此时ΔS<thr,thr=λ N(θ+Δθ)<2λ Nθ< E(ΔS),则必将引发漏报(FN,false negatives),控制器异常检测算法使当存在以概率θ实施恶意丢弃攻击时的漏报率FNR 满足

基于切诺夫界可得

使存在攻击者以大于θ的概率对分组实施丢弃攻击时漏报率低于某一定值ε,需要满足

若使在无恶意丢弃攻击时检测误报率FPR 以及存在以大于θ的概率对分组实施丢弃攻击时检测算法漏报率皆低于某一定值ε,联立式(8)及式(11)可得

其中,0<Δθ<θ,0<ε< 1。

综上可知,在任意间隔ti内,对于丢弃攻击检测,若流分组传输路径中最大自然分组丢失率为θ,在入口交换机接收的数据分组N在满足式(12)条件下,无恶意丢弃时的FPR 以及存在以大于θ的概率恶意丢弃分组时的FNR 低于设定值ε;而对于恶意注入/篡改检测,在式(12)检测时延下,当节点注入/篡改的分组数x>时,控制器可以1-ε的概率检测到恶意攻击。因此,算法1 基于哈希采样检测算法可以有效检测分组传输中的恶意攻击行为,证毕。

4 实验与分析

本节构建一个简单的仿真网络环境,通过扩展交换机行为模型(BMV2,behavioral-model version 2)中ExternType 类实现基于哈希采样的P4 可编程交换机,评估AO-PFV 机制的有效性,内容包括异常检测准确度以及机制网络性能,最后简要分析AO-PFV 与现有类似机制的优缺点。

4.1 实验环境

实验采用联想Lenovo E580 作为运行平台,操作系统运行64 位Ubuntu 14.06,配置为Inter(R)Core(TM)i7-8550 CPU、8 GB 内存、1.8 GHz,使用Mininet 模拟网络环境,可编程P4 软件交换机、基于P4Runtime 接口实现的控制器相关组件,本文扩展了交换机行为模型BMV2 使其支持数据分组哈希采样,通过p4c 编译器编译P4 程序生成JSON 格式描述文件并导入BMV2 交换机行为模型,模拟网络采用分布式拓扑,由20 个虚拟P4 交换机及若干虚拟主机终端组成。

4.2 异常检测准确度

实验分别选择路径长度L=8和L=10 的两条简单路径PATH1=(R0,R1,…,R8)、PATH2=(R0,R1,…,R10)。恶意节点R5实施数据篡改、丢弃两类攻击,本节实验用于检验定理1 在理论设定的误报与漏报率ε条件下,基于哈希采样分组的异常检测算法的有效性。以下将主要评估针对恶意的篡改、丢弃这两类攻击实施检测的有效性,验证其在恶意节点实施篡改攻击时检测算法的准确性、在无恶意丢弃攻击时的FPR 以及存在恶意丢弃攻击时的FNR。

仿真网络传输路径PATH1最大自然分组丢失率θ1=0.008,调节参数;传输路径PATH2最大自然分组丢失率θ2=0.010,调节参数

4.2.1 恶意篡改FNR

实验验证在预设漏报率ε=0.03下,恶意节点实施篡改攻击时检测算法的实际漏报率。通过网络性能测试工具iperf 持续向入口交换机节点R0发送分组数据。路径长度L=8和L=10,采样概率λ=0.10和λ=0.20,攻击者R5以概率α=0.02%~ 0.08%对分组实施篡改攻击时实际漏报率分别如图5和图6所示。

图5 L=8 时不同篡改率下的漏报率

图6 L=10 时不同篡改率下的漏报率

由图5和图6 可以看出,在节点以α=0.02%~0.03%的极小概率实施篡改攻击时,检测算法存在8%~22%的漏报,随着节点攻击概率的提高,在以α=0.05%~ 0.06%实施篡改攻击时,存在约4%的漏报率,在以α=0.08%实施攻击时,检测算法准确率达到99%以上,漏报率低于1%。此外,图5 与图6是在相同的检测时延N下所得到的检测结果,可以看出,在保持N恒定的条件下,通过提高采样概率λ,可以减小篡改攻击的漏报率。

4.2.2 无恶意丢弃攻击时的误报率FPR

路径长度L=8和L=10,采样概率λ=0.10~ 0.55,设定在无恶意丢弃攻击时理论误报率分别为ε=0.05和ε=0.03。实验结果如图7 所示。从图7 可以看出,由于检测阈值的影响,在无恶意丢弃攻击时,检测算法存在一定概率的误报,实际误报率低于1.0%,均低于预设值ε。

图7 无恶意丢弃攻击时的误报率

4.2.3 恶意丢弃攻击时的漏报率

实验验证在预设恶意丢弃攻击理论漏报率分别为ε=0.05、ε=0.03,采样概率为λ=0.10,λ=0.15,λ=0.20及λ=0.25时的实际漏报率。攻击者R5分别以概率α=0.1%~ 1.0%对分组实施丢弃,路径长度L=8和L=10 的实验结果分别如图8和图9 所示。

图8 L=8,ε=0.03 时丢弃攻击漏报率

图9 L=10,ε=0.05 时丢弃攻击漏报率

从图8和图9 可以看出,在恶意节点在以极小概率α≪θ、α=0.1%~ 0.2%对分组实施丢弃攻击时,检测算法漏报率达到90%左右;随着攻击概率的增大,检测算法漏报率随之降低,当攻击概率α<θ、α=0.5%~ 0.7%时,漏报率减小为5%~20%;当攻击者丢弃概率α≥θ(L=8 时,α≥0.8%;L=10 时,α≥1% ),漏报率为0.1%~0.5%。

由上述分析可知,在理论设定的误报与漏报率ε(ε=0.03,ε=0.05)条件下,当攻击者以极小概率(α≪θ)实施丢弃攻击时,受检测阈值影响,检测算法漏报率较高;当路径中无恶意丢弃攻击时,受网络自然分组丢失率影响,检测算法依然存在低于1%平均误报率;而攻击者以α≥θ的概率对分组实施丢弃攻击时,存在低于约0.5%的漏报率。因此,在无恶意丢弃时的误报率以及存在以α≥θ的概率实施丢弃时的漏报率皆低于理论预设值ε,这一实验结果与定理1 相吻合。

由于检测阈值和网络自然分组丢失的影响,当阈值设定过低时(减小调节参数Δθ),会增加无恶意丢弃攻击时的检测误报率,减小存在丢弃攻击时的漏报率;相反,当阈值设定过高时(增大调节参数Δθ),则会减小在无恶意丢弃攻击时的误报率,而增加存在攻击时的漏报率,因此,检测算法可以减小但无法也不可能同时避免针对丢弃攻击检测的这两类误差。而对于恶意的篡改攻击,在保持检测时延N一定的情况下,可以通过增加采样概率,以此减小篡改攻击漏报率。

4.2.4 检测时延

基于哈希采样分组异常检测算法根据上一间隔ti的检测结果,调节下一间隔ti+1的采样概率λ。图10 为不同采样概率下,哈希采样分组检测算法的检测时延(即分组数)。

图10 不同采样概率下的检测时延

从图 10 可看出,当L=10、采样概率λ=0.50、ε=0.05以及ε=0.03时,N=10 000~12 000。N为一个时间间隔内,流入口交换机所接收的分组数,由式(12)及图10 可知,检测时延受采样概率及预设ε值影响,采样概率越小,检测时延越大,采样概率越大,则检测时延越小;ε值越大,检测时延越小。

4.3 性能评估

本节主要评估机制AO-PFV 网络性能,包括计算开销、分组转发时延以及网络吞吐率等。

计算开销。数据平面交换机计算开销是影响转发时延的主要因素,与本文相似方案单次分组传输数据平面节点计算复杂度如表2 所示。

表2 相似方案计算复杂度

在长度为L的路径上,文献[7,9]方案中路径各节点需两次消息认证码计算(用H 表示),其总的计算开销为分别为4LH和2LH;文献[10]方案中的任一分组的传输,源端需要嵌入基于身份属性密码的标签消息,其总开销至少为2KP(K为属性元个数,P 为双线性对运算);文献[11]方案中各节点需一次摘要计算(用M 表示),总计算开销为LM;文献[12]方案中一次分组传输,用户终端及P4 交换机各需一次消息认证码计算,总的开销为3H;文献[15]方案中入口交换机需LH次运算,各后继交换机各需一次认证码验证计算,总的开销为2LH,而AO-PFV 的一次分组传输,入口/出口交换机各需要一次摘要运算,总的运算开销为2M。AO-PFV 一次分组传输节点计算开销低于现有相似机制。

4.3.1 转发时延

本节实验对比测试了运行AO-PFV 协议及未运行AO-PFV 协议即标准协议的网络性能,测试其在不同路径长度下的转发验证往返时延(RTT,round trip time),同时测试了在相同网络仿真环境中表2中节点计算开销较小的机制[12]和开销最大的机制[10]的往返时延,测试结果如图11 所示。

图11 不同路径长度下的转发时延

图11中L=10 时,运算标准协议平均往返时延约为26 ms,AO-PFV 的平均往返时延低于28 ms,AO-PFV 平均引入了7%~8%的单向网络转发时延,文献[12]机制略高于AO-PFV,其引入了9%左右转发时延,AO-PFV 远低于文献[10]机制,L=10 时,其时延约为32 ms,平均引入了19%~20%的时延。

4.3.2 网络吞吐率

本节实验对比测试了运行AO-PFV 协议及未运行AO-PFV 协议也即标准协议、计算开销较小的文献[12]机制和开销最大的文献[10]机制在分组负载为300~1 200 B 下的网络吞吐率,L=8和L=10 的实验结果分别如图12和图13 所示。在同一负载条件下,文献[12]机制和文献[10]机制吞吐率损失分别约为16%和8%,而AO-PFV 损失6%~7%的吞吐率。

图12 L=8 时不同负载下的网络吞吐率

图13 L=10 时不同负载下的网络吞吐率

4.4 机制比较

本节分别从定性与定量分析两方面对比分析AO-PFV 与现有典型的机制之间的差异。

现有机制旨在解决SDN中数据平面分组转发验证,如表3 所示,将AO-PFV 与这几类机制相比较,从所提供的安全检测功能、有无分组头开销及以及数据平面是否需要额外的安全通信协议几方面定性比较分析其各自的优缺点。

表3 相似机制定性对比分析

文献[7]中节点执行两次验证码操作实现分组验证与路径验证域哈希链更新,文献[9]通过压缩的消息认证码实现分组路径一致性验证,文献[10]机制嵌入了基于属性密码的身份属性标签实现验证,文献[7,9-10]引入了新的安全通信协议以支持数据平面分组转发验证,可以有效检测分组的恶意的篡改、注入攻击,但无法应对恶意的丢弃攻击;LPV[11]为数据分组插入了一系列用于混淆攻击者的随机标签并采样某一类特定随机标签的分组,验证其完整性以此检测网络异常,该机制通过控制器下发分组摘要至交换机节点,采用的依然是逐跳验证的方式,可以检测分组的篡改与丢弃攻击,但插入的随机标签同样引入了一定的通信开销;文献[12]通过用户终端在IP 头选项字段嵌入36 B 的自定义密码标识,能有效检测恶意的篡改攻击,无法检测丢弃攻击。文献[15]可以有效检测针对分组的各类攻击,不需要额外的分组通信开销,但采用了逐跳验证的转发方式,增加了计算开销。

IP 分组负载为800 B,L=8 时,各机制在分组头通信开销、数据平面分组单向传输计算时间、恶意分组篡改漏报率、丢弃检测时的漏报率与无丢弃攻击时的误报率定量分析对比如表4 所示。在本文实验平台环境中一次消息摘要运算约为6 μs,一次消息认证码计算约为10~12 μs,一次双线性对计算约为0.50~0.60 ms。

表4 相似机制通信开销、计算时间、漏报率与误报率分析(L=8,θ=0.008)

文献[7,9]中嵌入的分组头开销随着路径长度的增加而线性增加,分组头开销长度分别为52+16L、32+L,单位为B;文献[10]机制嵌入了基于身份属性密码的验证标签,其分组头开销至少为144 B,这三类机制采用消息验证码或签名验证的方式转发分组,篡改攻击检测漏报率为0,但无有效的丢弃攻击检测机制。LPV[11]同样插入了一系列用于混淆攻击者的随机标签,并采样某一类特定标签的分组,该机制随采样因子的不同,其篡改漏报率低于10%,丢弃检测误报与漏报率低于4%。文献[12]在IP 选项字段插入了固定长度为36 B 的密码验证标识,在攻击者以10%的概率实施篡改攻击时,漏报率低于10%,但该机制不能检测恶意的丢弃攻击。文献[15]不需要额外分组头通信开销,在攻击者以1%~4%的概率实施篡改时,其漏报率低于1%,在攻击者以小于0.5%的概率实施丢弃攻击时,漏报率大于10%,在攻击者以1%~4%的概率丢弃分组时,其漏报率低于2%,误报率低于2%。AO-PFV 在攻击者大于0.08%的概率实施篡改时的漏报率低于0.5%,而以大于路径自然分组丢失率θ的概率实施丢弃攻击时,漏报率低于1%,在无恶意丢弃攻击时的误报率低于1%。

基于以上分析可知,通过入口交换机实现地址信息重载,AO-PFV 不需要额外的数据平面安全通信协议及额外的分组头开销,其分组通信开销与计算开销小于现有机制,基于哈希采样,控制器可以有效检测恶意节点的注入、丢弃、篡改等攻击。AO-PFV 机制与逐跳验证机制相比,在恶意节点实施篡改/丢弃攻击时,存在一定概率的漏报或误报,但在同等攻击概率条件下,AO-PFV 检测准确性优于现有机制。

5 结束语

针对现有SDN 转发验证机制通过开发新的安全通信协议并嵌入密码标签实现逐跳验证引入较大的计算与通信开销的缺点,本文提出一种基于地址重载的分组转发验证机制AO-PFV,AO-PFV中入口交换机重载IP 分组头中的地址信息将流运行时间划分为连续随机的时间间隔,后继节点基于重载的地址信息转发分组,控制器获取间隔内流入口及出口交换机基于哈希采样的转发分组并验证其完整性,检测路径中存在的异常转发行为;最后,构建仿真网络实现了所提机制并对其有效性进行了评估。与现有机制相比,AO-PFV 计算开销小,不需要额外安全通信协议和分组头开销,以引入不超过8%的转发时延和约7%的吞吐率损失,可有效检测分组转发中恶意注入、篡改、丢弃等异常转发行为。

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