移動場景下的分簇無線傳感器網(wǎng)絡密鑰管理方案

黃文鋒

（廈門海洋職業(yè)技術學院 信息工程學院，福建 廈門 361006）

分簇式網(wǎng)絡包括：基站、簇頭、普通傳感器節(jié)點［1］（以下簡稱節(jié)點）.目前國內外已有許多基于分簇式WSN的密鑰管理方案，過程包括：系統(tǒng)初始化、密鑰生成、簇間密鑰管理、簇內密鑰管理、密鑰更新等，但針對移動場景下的分簇無線傳感器網(wǎng)絡提出專門的密鑰管理解決方案較少，筆者基于分簇無線傳感器網(wǎng)絡，提出移動場景下的密鑰管理方案［2］.

筆者研究了近年相關資料，提出可以改進之處. 2022年吳萬青等提出了環(huán)形區(qū)域WSN密鑰管理方案，但節(jié)點封裝了多種數(shù)據(jù)，簇間移動需要多次計算不同的密鑰，運算過于復雜［3］. 2021年李峰等提出移動場景下異構無線傳感器網(wǎng)絡密鑰管理方法，但方案中節(jié)點移動需要反復驗證，過程繁雜；方案中節(jié)點移動速度的計算增加了運算負載［4］. 2021年，F(xiàn)ang等提出了基于二項分布的輕量級信任管理方案和基于動態(tài)維度權重的多維安全分簇路由方案，但如果簇頭在網(wǎng)絡中被攻破，則簇內節(jié)點存在較大風險［5］. 2020年伍家玉等基于ECC等設計了一個適用于WSN與用戶之間的密鑰協(xié)商協(xié)議，但方案對節(jié)點公私鑰的獲取過程過于復雜［6］. 2020年徐震等提出的方案基于互斥基底系統(tǒng)，但方案中節(jié)點直接向基站申請離簇增加了節(jié)點計算和通信成本；申請加入新簇的流程過于復雜［7］. 2020年Rehman等提出通過多項式管理簇間和簇內密鑰，但方案需頻繁地更新簇密鑰，增加了網(wǎng)絡的負擔，且在簇分發(fā)過程中沒有進行加密，增加了網(wǎng)絡的風險［8］.

1 移動場景下的分簇無線傳感器網(wǎng)絡密鑰管理方案

1.1 本文假設條件

（1）基站是安全無法被攻破的，基站的計算、存儲、通信能力都是無限的；（2）WSN網(wǎng)絡分簇完成，網(wǎng)絡為雙向信道，節(jié)點可以正常通信；（3）WSN網(wǎng)絡完成密鑰協(xié)商，基站和各簇頭、相鄰簇頭、簇頭和簇內節(jié)點都有共享密鑰［9］；（4）WSN網(wǎng)絡使用非對稱加密，即存在公鑰和私鑰，基站為所有節(jié)點預加載基站的公鑰［10］.

1.2 方案說明

節(jié)點在簇間移動分兩種：（1）主動離簇.節(jié)點主動申請離開當前簇并加入新簇.節(jié)點離開時會向當前簇申請離開，同時清楚即將加入的簇的相關信息，如位置、簇頭ID等信息.（2）被動離簇.節(jié)點可能由于不可抗力等因素，突然離開當前簇，并且不清楚即將加入的簇的相關信息，該情況下無法向舊簇頭申請離開，同樣無法確定即將加入的簇的相關信息.其中方案使用的符號及描述見表1.

表1 符號和描述

1.3 方案具體過程

1.3.1 主動離簇

步驟1：申請離簇.節(jié)點n向舊簇頭A申請離簇，將身份信息和時間、地點、隨機數(shù)、申請加密后與消息驗證碼等發(fā)送給簇頭A［11］.簇頭A收到信息后先驗證MAC碼是否正確，如果MAC碼正確，可確定消息的完整性及消息確實來自節(jié)點n而非偽造節(jié)點.簇頭A解密并驗證節(jié)點信息，信息正確則刪除簇頭A的簇內相關信息，更新簇內節(jié)點列表，同時將節(jié)點n離開的信息廣播通知簇內所有節(jié)點.

步驟2：申請加簇.節(jié)點n將身份信息和時間、地點、隨機數(shù)、申請加密后發(fā)送給簇頭B.此時簇頭B和節(jié)點n還未進行過密鑰協(xié)商，沒有共享密鑰，因此沒有采用消息驗證碼MAC方式發(fā)送.

步驟3：確認身份.簇頭B將節(jié)點發(fā)送的信息加上新的時間和隨機數(shù)加密后和消息驗證碼一起發(fā)送給基站.基站驗證MAC碼是否正確，然后解密兩次獲得節(jié)點n的ID信息、舊簇頭、公鑰、時間、地點、隨機數(shù)等相關信息.基站查詢節(jié)點n的相關信息，信息錯誤則發(fā)送錯誤信息通知簇頭B將節(jié)點n加入黑名單.信息正確則將確認信息加密后和消息驗證碼一起發(fā)送給簇頭B.同時，基站保存n的新簇信息、新地點信息.

步驟4：加簇與密鑰協(xié)商.簇頭B驗證MAC后解密并保存確認信息.然后向n發(fā)送同意入簇通知，n接收信息驗證并解密，確認加入B簇，與節(jié)點B進行密鑰協(xié)商，各個網(wǎng)絡的密鑰協(xié)商方式不同，在此就不具體描述，密鑰協(xié)商后節(jié)點n和簇頭B分別獲取共享密鑰Kn-B和KB-n.

步驟5：更新與廣播.簇頭B更新簇內節(jié)點列表，新增節(jié)點n的信息，同時將節(jié)點n加入的信息廣播通知簇內所有節(jié)點.

1.3.2 被動離簇

步驟1：廣播申請加簇.節(jié)點n由于某種原因突然離開舊簇后，無法向舊簇頭A發(fā)送消息，處于一個未加入任何簇的狀態(tài).此時節(jié)點n廣播自己的信息申請加入附近的簇，采用基站公鑰進行加密.

步驟2：確認身份.附近簇頭節(jié)點收到信息后將這些信息與自己的信息整合，加密后和消息驗證碼一起發(fā)送給基站.基站先驗證MAC碼是否正確，然后解密后獲得節(jié)點n的相關信息.基站查詢節(jié)點n的身份信息，身份錯誤則無動作.身份正確則進行下一步.基站可能同時收到多個簇頭發(fā)來的信息，基站對比節(jié)點位置和簇頭位置，選出適合節(jié)點n加入的簇頭B.基站將確認信息加密后和消息驗證碼一起發(fā)送給簇頭B.同時，基站保存n的新簇信息、新地點信息.其他未收到基站信息的簇頭無動作.

步驟3：加簇與密鑰協(xié)商.同主動離簇.

步驟4：簇頭B更新與廣播.同主動離簇.

步驟5：簇頭A更新與廣播.節(jié)點n離開A簇后，未能及時向簇頭A發(fā)送離開信息.簇頭A及簇內節(jié)點發(fā)現(xiàn)節(jié)點n離開有3種方式：（1）其他節(jié)點向節(jié)點n發(fā)送消息時未收到回復，向簇頭A報告；（2）簇頭A定期廣播更新密鑰發(fā)現(xiàn)節(jié)點n不在簇內；（3）基站收到簇頭B關于節(jié)點n的加簇信息后，發(fā)送信息通知簇頭A.簇頭A在確定節(jié)點n離開當前簇后，簇頭A更新簇內節(jié)點列表，同時將節(jié)點n離開的信息廣播通知簇內所有節(jié)點.

為了保證共享密鑰的新鮮性，也為了及時發(fā)現(xiàn)簇內節(jié)點的離開，簇頭可以定期進行密鑰更新.簇頭A生成更新因子KA’，計算KAn’= KAnKA’作為與節(jié)點的新共享密鑰.簇頭用KAn加密E（KAn，（KAn’‖TA））后發(fā)送給節(jié)點，節(jié)點解密并更新共享密鑰KAn’，更新后向簇頭回復確認信息［12］.這個過程一方面保證了網(wǎng)絡的安全，另一方面也可以及時發(fā)現(xiàn)離簇節(jié)點.

1.4 方案對比

文獻［4］與本方案的主動離簇類似，文獻［7］與本方案的被動離簇類似.文獻［7］中新簇頭B向原有簇頭A驗證節(jié)點身份，文獻［7］直接由基站驗證節(jié)點身份后通知簇頭B.不論簇頭B找A還是節(jié)點找基站，都存在需要多跳路由，流程也更加復雜，增加了計算和通信成本.

2 方案安全性分析

2.1 捕獲攻擊

假設節(jié)點n在加入新簇過程中被攻擊者捕獲，攻擊者沒有節(jié)點n的私鑰SKn［13］，無法解密出簇頭B發(fā)送給節(jié)點n的關于信息.進一步假設攻擊者通過捕獲節(jié)點n獲取了共享密鑰并與簇頭B通信，簇頭B首先驗證攻擊者的MAC信息，即可發(fā)現(xiàn)攻擊者的非法身份.因此，方案能抵抗捕獲攻擊.

2.2 偽造攻擊

情景1：攻擊者偽造成普通加簇節(jié)點.假設攻擊者偽造成節(jié)點n向簇頭B發(fā)送加簇申請，簇頭B通過MAC驗證可驗證出攻擊者的非法身份.即便攻擊者可以通過簇頭B的MAC驗證，簇頭B將攻擊者身份發(fā)送給基站進行驗證時，基站也可以驗證出攻擊者的非法身份.

情景2：攻擊者偽造成簇頭節(jié)點.假設攻擊者偽造簇頭B與節(jié)點n進行驗證，節(jié)點n通過MAC驗證可以驗出攻擊者的非法身份.即便攻擊者與節(jié)點建立通信并接收節(jié)點n 的加簇申請，攻擊者也需要向基站發(fā)送節(jié)點n的驗證信息，基站同樣可以驗證出攻擊者的非法身份.

因此，方案能抵抗節(jié)點偽造攻擊.

2.3 復制攻擊

情景1：攻擊者復制多個副本向同一個新簇頭申請加簇.對應的新簇頭在接收到加簇申請后，需要驗證節(jié)點的時間、地點、隨機數(shù)等信息，如果檢測到同一個節(jié)點在同一時間在不同地點發(fā)送加簇申請，即可確定節(jié)點被捕獲并展開復制攻擊，簇頭可以將攻擊者加入黑名單.

情景2：攻擊者復制多個副本向不同新簇頭申請加簇.各簇頭在接收到節(jié)點入簇申請后，需要向基站發(fā)送節(jié)點的身份、位置、時間等信息申請驗證節(jié)點身份，如果基站同時收到多個ID的申請信息，并且這些節(jié)點的位置不同，即可確定節(jié)點被捕獲并展開復制攻擊，基站通知各簇頭將攻擊者加入黑名單.

因此，方案能抵抗節(jié)點復制攻擊.

2.4 女巫攻擊

假設攻擊者捕獲節(jié)點n并試圖展開女巫攻擊，由于節(jié)點只有一個唯一的身份ID信息，攻擊者無法利用一個節(jié)點創(chuàng)建出多個ID［14］.即便攻擊者創(chuàng)造出眾多身份ID，每個ID需有對應的時間T、地點L、隨機數(shù)R等眾多參數(shù)，攻擊者無法同時獲取如此多的關鍵參數(shù).因此，方案能抵抗女巫攻擊.

2.5 重放攻擊

假設攻擊者捕獲節(jié)點n并重放之前的加簇信息，簇頭B在驗證節(jié)點身份時會發(fā)現(xiàn)此節(jié)點ID已經(jīng)入簇，再次發(fā)送的加簇信息即為重放攻擊，簇頭B可以將其加入黑名單.即便簇頭B不確定此節(jié)點是否展開重放攻擊，也可以通過驗證此ID所對應的時間、地點、隨機數(shù)等參數(shù)確認.因此，方案能抵抗重放攻擊.

2.6 Dos攻擊

假設攻擊者反復高頻的發(fā)出攻擊性的重復加簇申請或大流量無用數(shù)據(jù)，簇頭B在第二次驗證其身份ID時可檢出其非法身份，將其加入黑名單，從而拒絕其后續(xù)的加簇申請或者無用數(shù)據(jù).因此，方案能抵抗Dos攻擊.

3 方案性能分析

3.1 連通性

WSN中用連通性來表示傳感器節(jié)點與節(jié)點之間建立通信密鑰的概率.WSN常用的E-G、q-composite方案需要預存儲很多周邊節(jié)點的密鑰，如果密鑰數(shù)量不夠，連通率就會降低.本方案中節(jié)點n與s通信有 兩 種 方 式，一 是 通 過 簇 頭 轉 發(fā)：WSn→CHB：｛IDn，E（Kn-B，“message s”）｝；CHB→WSs：｛IDs，E（KB-s，“message s”）｝.二是通過簇頭進行密鑰協(xié)商：WSn→CHB：｛IDn，E（Kn-B，“connect s”）｝；簇頭生成協(xié)商密鑰Kn-s和Ks-n，CHB→WSn：｛IDn，E（KB-n，Kn-s）｝，CHB→WSs：｛IDs，E（KB-s，Ks-n）｝；節(jié)點n與s通信，WSn→WSs：｛IDn，E（Kn-s，“message s”）｝.第一種方式由簇頭中轉，節(jié)點只需與簇頭通信，不需要節(jié)點之間直接連接，節(jié)點在加簇時都必須與簇頭密鑰協(xié)商，簇頭與節(jié)點可以正常通信，因此節(jié)點n和s可以實現(xiàn)百分百連通.第二種方式所需密鑰Kn-s、Ks-n通過簇頭生成后發(fā)送給n和s，節(jié)點無需預存密鑰，不受密鑰池和節(jié)點預存密鑰的限制，可以實現(xiàn)百分百連通.表2是各種相關方案連通率對比，可看出，本方案的連通率較高.

表2 密鑰管理方案連通率對比

3.2 性能分析

性能分析主要從通信成本、存儲成本、計算成本3個方面進行計算.

假設網(wǎng)絡有S個節(jié)點，C個簇，簇內P個節(jié)點.則簇頭數(shù)為C，普通節(jié)點數(shù)為S-C，每個簇內普通節(jié)點數(shù)為P-1個.性能分析主要對比文獻［4］和文獻［7］，因此，部署范圍和部署方式與文獻［7］一樣，在300 m×300 m 的網(wǎng)絡區(qū)域內隨機部署節(jié)點，網(wǎng)絡節(jié)點分配情況選用文獻［4］的節(jié)點數(shù)據(jù)，見表3.

表3 網(wǎng)絡節(jié)點分配情況

3.2.1 通信成本

通信成本主要考慮節(jié)點發(fā)送和接收數(shù)據(jù)的能量消耗，默認基站的能量是無限的.假設發(fā)送1位數(shù)據(jù)的通信成本為ETSE，接收1位數(shù)據(jù)的成本為ETRE，節(jié)點ID長度LTID、密文長度LTE、哈希或MAC認證碼長度LTH.

（1）主動離簇

節(jié)點與簇頭A：節(jié)點發(fā)送LTID+LTE+LTH；簇頭A接收LTID+LTE+LTH.

節(jié)點與簇頭B：節(jié)點發(fā)送LTID+LTE，接收2LTID+LTE+LTH；簇頭B發(fā)送2LTID+LTE+LTH，接收LTID+LTE［17］.

簇頭B與基站：簇頭B發(fā)送LTID+LTE+LTH，接收2LTID+LTE+LTH；默認基站的能量是無限的，不考慮其通信成本.

發(fā)送成本ETS=（5LTID+4LTE+3LTH）×ETSE；接收成本ETR=（6LTID+4LTE+3LTH）×ETRE.

通信成本合計：ET=ETS+ETR.

文獻［4］過程和本部分討論的內容相似，因此選取文獻［4］進行主動離簇的對比.文獻［4］中，發(fā)送成本ETS=（7LTID+5LTE）×ETSE，接收成本ETR=（6LTID+5LTE）×ETRE，通信成本合計：ET=ETS+ETR.

筆者參考文獻［18］相關能量參數(shù)進行仿真，圖1通過對比了本方案與文獻［4］的通信成本.由圖1可知，本方案的通信成本更低.隨著簇頭和節(jié)點數(shù)不斷增加，方案的通信成本差距開始拉開，本方案的通信成本優(yōu)勢明顯.

圖1 本方案與文獻［4］的通信成本對比

（2）被動離簇

分析方法同上，此處不再贅述.

文獻［7］過程和本部分討論的內容相似，因此選取文獻［7］進行被動離簇的對比.通信成本對比見圖2.由圖2可知，本方案的通信成本優(yōu)勢明顯.

圖2 本方案與文獻［7］的通信成本對比

3.2.2 存儲成本

存儲成本主要考慮節(jié)點存儲數(shù)據(jù)的數(shù)據(jù)位數(shù)，方案中的存儲成本主要考慮節(jié)點ID和密鑰的存儲成本，默認基站的能量是無限的.假設方案中的各種消息長度如下：設備ID長度為LSID，密鑰長度為LSE.

（1）主動離簇

節(jié)點：存儲IDn‖IDB共兩個身份信息，PKn‖SKn‖PKBS‖Kn-B共四個密鑰信息，所以單個節(jié)點的存儲成本為2LSID+4LSE，所有節(jié)點的存儲成本ESSN=（2LSID+4LSE）×（S-C）.

簇頭A：存儲IDn‖IDA，考慮到其他節(jié)點可以加入簇頭A所在簇，所以統(tǒng)一采用新簇頭B的存儲成本作為簇頭的平均存儲成本來計算.

簇頭B：方案通過基站驗證節(jié)點身份，因此，無需保存其他簇頭ID信息，存儲IDn‖IDB共兩個身份信息，PKB‖SKB‖KB-BS‖Kn-B共四個密鑰信息，另外簇頭需要保存簇內所有節(jié)點的ID列表，單個簇頭的存儲成本為（2LSID+4LSE+（P-1）×LSID），所有簇頭的存儲成本ESCH=（2LSID+4LSE+（P-1）×LSID）×C.

存儲成本合計：ES=ESSN+ESCH.

文獻［4］中，所有節(jié)點的存儲成本ESSN=（2LSID+4LSE）×（S-C），所有簇頭的存儲成本ESCH=（3LSID+5LSE+（P-1）×LSID）×C.存儲成本合計：ES=ESSN+ESCH.

網(wǎng)絡節(jié)點分配同通信成本.兩個方案的節(jié)點存儲成本相同，不做對比，主要對比簇頭的存儲成本，仿真結果見圖3.由圖3可知，本方案的存儲成本更低.

圖3 本方案與文獻［4］的簇頭存儲成本對比

（2）被動離簇

分析方法同上，此處不再贅述.

圖4對比了本方案與文獻［7］的簇頭存儲成本.由圖4可知，本方案的存儲成本更低.

圖4 本方案與文獻［7］的簇頭存儲成本對比

3.2.3 計算成本

計算成本主要考慮節(jié)點和簇頭加解密和哈希運算所需的成本，默認基站的能量是無限的.本方案未討論具體的密鑰協(xié)商過程，因此不涉及點乘、點加等計算成本，僅考慮加解密和哈希運算的成本.假設加密1次的計算成本是EE，解密1次的計算成本是ED，哈希運算1次的計算成本是EH.

（1）主動離簇

節(jié)點：加密2次，解密1次，哈希2次.

簇頭A：解密1次，哈希1次.

簇頭B：加密2次，解密1次，哈希3次.

節(jié)點計算成本ECSN=2EE+ED+2EH，簇頭計算成本ECCH=2EE+2ED+4EH［19］.

計算成本合計：EC= ECSN+ECCH=4EE+3ED+6EH.

文獻［4］中，所有節(jié)點的計算成本為ECSN=2EE+ED，簇頭計算成本為ECCH=3EE+3ED.計算成本合計：EC=ECSN+ECCH=5EE+4ED.文獻［4］沒有使用哈希函數(shù)，雖然節(jié)省了部分計算成本，但是不能進行身份和完整性驗證.

筆者參考文獻［20］基于PCB庫和GMP庫相關參數(shù)進行仿真［20］，計算成本對比見圖5.圖5體現(xiàn)的是極限情況下所有節(jié)點申請離簇的總耗時情況，因此總時長較大.從圖中可以看出，本方案的計算成本存在一定優(yōu)勢.

圖5 本方案與文獻［4］的計算成本對比

（2）被動離簇

分析方法同上，此處不再贅述.

圖6對比了本方案與文獻［7］的計算成本.由圖6可知，本方案的計算成本具有明顯優(yōu)勢.

圖6 本方案與文獻［7］的計算成本對比

4 結語

筆者提出了一種移動場景下的分簇無線傳感器網(wǎng)絡密鑰管理方案，詳細描述了主動離簇和被動離簇兩種狀態(tài)下的密鑰管理過程［21］.方案采用非對稱加解密、哈希變換、MAC驗證等技術，能有效抵抗各種常見攻擊，并提升方案的性能.非形式化分析驗證了方案的安全性，量化分析通信、存儲和計算成本，結果表明方案的性能較其他方案有明顯提升［22］.未來工作中，將繼續(xù)完善密鑰協(xié)商、密鑰更新等相關內容.