EPIC: Every packet is checked in the data plane of a path-aware internet

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2022-11-26 2022-11-27 2546 words 6 minutes

Contents

简单介绍

这是一篇最近NSDI上路径验证相关的论文.看了好几遍但还是没进脑子,因此在此总结一遍.

路径构建

终端主机如何根据AS的信息构造包的传输: 终端主机 $H_S$ 首先从路径服务器中找到路径path(文中有个beacon的词,翻译为信标,估计跟路径差不多), 并将路径嵌入到数据包中,如下:

$PACKET := (PATH || VALHD || P) \tag{1}$

$PATH := (TS_{path} || SRC || DEST || HI_1 || … || HI_l)$

$VALHD := (ts_{pkt} || S_1 || V_1 || … || S_l || V_l || V_{SD})$

其中P表示数据包的负载, $SRC := (A_1 : H_S), DEST:=(A_l: H_D)$ . VALHD中为验证数据包所需要的一些域, $ts_{pkt}$ 为时间戳, $S_i$ 为每一跳的验证加密码. $V_i$ (HVF)为由源填充的加密标签,用于让中间路径验证数据包.

术语 hop field 指由跳信息 HI, 段识别 S 和跳验证域组成的三元组. 术语packet origin为h同源,路径时间戳,数据包时间戳组成的三元组:

$PO:=(SRC, TS_{path}, ts_{pkt})$

TODO 文中的一些标记

TODO 全局对称密钥分布

每个AS怎么分配密钥的.

EPIC 协议

分为1-3级,安全性依次升高. 并使用0级作为最基础的方法.

L0: 路径授权

L0阶段使用静态消息验证码MAC作为跳验证HVF. 在路径探索阶段, AS A 首先计算跳验证器 $\sigma^{(0)}$ 作为MAC. 当前跳验证器与前一跳验证器 $\sigma^{(0)’}$ 的关系为(截断到 $l_{val}$ 位):

$\sigma_A ^{(0)} := MAC_{K_A}(TS_{path} || HI_A || \sigma^{(0)’})[0:l_{val}] \tag{5}$

这个跳验证器直接用作HVF, 即 $V_i^{(0)} = \sigma_i^{(0)}$ , 初始化时没有前一跳,因此式中就不包函 $\sigma^{(0)’}$ .

数据包的创建与交付过程为:

源: HS 获得 path后, 按式(1) 构造包.

传输: 每一个 $A_i$ , 它的边缘路由节点先检查HIi检查是否来自正确的接口并检查hop域是否过期，然后再重新计Vi并检查它是否与数据包头HVF中的相同。

L1: improved 路径授权

L0的不安全性分析: 假设每一跳的验证位长度为3字节, 则攻击者最多要发送 $2^{24} \approx 1.6 \cdot 10^7$ 个数据包就可以找到这一跳的一个正确的MAC,这在一个Gb链路上大概要10s即可. 这种静态的MAC一旦被猜到后就可被利用来发送额外的数据包.

L1中将静态跳验证替换为 per-packet HVFs, 这样它就无法被其他数据包重用了. 这时跳验证器的计算公式为:

$\sigma_A^{(1)}:=MAC_{K_A}(TS_{path}||HI_A||S^{(1)’}) \tag{6}$

其中, $S^{(1)’}$ 为前一跳的段识别器, 通过截断跳验器来获得:

$S^{(1)}:=\sigma^{(1)}[0:l_{set}] \tag{7}$

跳验证器会被源主机用于计算每个数据包的HVF:

$V_i^{(1)} :=MAC_{\sigma_i^{(1)}}(ts_{pkt}||SRC)[0:l_{val}] \tag{8}$

HVF通过式（8）计算，这使得每个包的HVF都是不相同的。S首先根据式（7）和式（8）计算构造HVF。当中间路由节点接收到包时先和L0一样验首接口和过期时间，它首先用式（6）计算跳数authenticator，再用式（7）计算它自己的段识别，再使用式（8）计算HVF，将算得的结果与包中的对比相同则交付包。

这里与L0不同的: L0中每个数据包的HVF都是 $\sigma$ , 是相同的, 而这里的HVF在计算时使用了每个数据包的时间戳, 所以每个数据包验证时HVF都是不同的.

虽然每个HVF只能被一个包使用，但攻击者仍可利用它所知道的一些PVF或重用时间戳进行DoS攻击，但可以使用[29]中的方法解决这个问题。

L2: 授权

相较于L1添加了由中间路由验证数据包的源和目的机制. 提出了主机密钥机制,计算方法为:

主机密钥: $K_i ^S:=K_{A_i \rightarrow A_1:H_S}$ 每一个中间AS $A_i$ 的额外密钥: $K_{SD}:=K_{A_l:H_D \rightarrow A_1 : H_S}$

上面这两个密钥可以被用于计算带有源验证的HVF:

$V_i^{(2)}:=MAC_{K_i^S}(ts_{pkt}||SRC||\sigma_i)[0:l_{val}] \tag{10}$

目的主机可授权数据包的源并对数据包的路径和负载的验证域:

$V_{SD}^{(2)}:=MAC_{K_{SD}}(ts_{pkt}||PATH||P) \tag{11}$

源需要获取所有host的key，在计算HVF时与L0和L1不同的是，它使用了主机key，见式（10），另外还计算了Vsd见式（11）。中间路由节点除要验证L1中验证的外，还需计算主机key并验证包头中的HVF是否与式（10）中的相符。目的主机获得Ksd并验证Vsd是否符合式（11）。

(这个L2相较于L1添加了源和目的验证, 本质上与L1区别不大,就是在验证域HVF的计算过程中添加了源和目的主机的key)

L3: 终端主机路径验证

相较于L2: 允许数据包的源和目的进行路径验证.

每个中间AS接收到数据包后都对数据包的HVF进行了修改,当目的接收到包后便可基于验证域内容进行验证. 定义(其实就是未截断的式(10)):

$C_i := MAC_{K_i^S}(ts_{pkt}||SRC||\sigma_i) \tag{12}$

我们可以将这个分成多块:

$C_i^{[1]}:=C_i[0:l_{val}], C_i^{[2]}:=C_i[l_{val}:2l_{val}] \tag{13}$

源为每个数据包的HVF设定: $V_{i;0}^{(3)}:=C_i^{[1]}$ .

当中间交换机 $A_i$ 收到数据包后先计算 $C_i$ ,并验证HVF对不对,然后再更新HVF的验证域: $V_{i;i}^{(3)}:=C_i^{[2]}$ .

为使目的主机也能参与验证, 作者将最终值 $V_{i;l}^{(3)}$ 放到目的验证域:

$V_{SD}^{(3)}:=MAC_{K_{SD}}(ts_{pkt}||PATH||V_{1;l}^{(3)}||\cdots ||V_{l;l}^{(3)}||P) \tag{14}$

L4:

在附录部分加了个L4.

安全性分析

basic and strong attacker models

basic-attacker model:
Strong-Attacker Model: 定义一个神喻函数 $\mathcal{O}^{(l)}$ , 它可以从给定的PO和HI中产出有效的HVF $V_i$ 有段识别 $S_i$ : $\mathcal{O}(PO,HI_1,…,HI_l)=(V_1^{(l)},…,V_l^{(l)}, s_1^{(l)},…,S_l^{(l)}$ 攻击者可以查询这个神喻函数并学习到 $V_i,S_i$ .( $\sigma_i,V_{SD}$ 不行). 这使得攻击者可以构造已有的数据包(无法构造不同的数据包). 这么作的攻击效果有限.