Bezpieczny i niskonarzutowy protokół uwierzytelniania dla sieci ad hoc pojazdów z uwierzytelnianiem wsadowym i transferowym

Podsumowanie

W sieci ad hoc pojazdów (VANET) pojazdy komunikują się ze sobą, a każda wiadomość musi być weryfikowana, aby zapobiec złośliwej interferencji. Tradycyjne metody uwierzytelniania weryfikują każdy pojazd indywidualnie, powodując znaczne opóźnienia. Aby rozwiązać ten problem, proponowane badania wprowadzają mechanizm uwierzytelniania łączący uwierzytelnianie wsadowe i transferowe.

Streszczenie

Sieci ad hoc pojazdów (VANET) wymagają bezpiecznych, efektywnych i skalowalnych mechanizmów uwierzytelniania, aby zapewnić zaufanie między pojazdami i jednostkami przydrożnymi (RSU). Tradycyjne podejścia do uwierzytelniania jeden do jednego często prowadzą do wysokich nakładów komunikacyjnych i obliczeniowych, co czyni je nieodpowiednimi w dużych środowiskach pojazdowych. Prowadzi to do korków w ruchu bezpieczeństwa, czyniąc proces nieefektywnym i nieodpowiednim dla zastosowań bezpieczeństwa w czasie rzeczywistym. Aby temu zaradzić, badanie proponuje lekki protokół uwierzytelniania, który obsługuje zarówno wsadowe, jak i transferowe uwierzytelnianie, umożliwiając jednoczesną uwierzytelnianie wielu pojazdów oraz transfer ważności uwierzytelniania między RSU bez konieczności ponownego uruchamiania całego protokołu. W autyzacji wsadowej jednostka przydrożna weryfikuje grupę pojazdów jednocześnie, a nie pojedynczo, podobnie jak ochroniarz zatwierdzający cały autobus z wcześniej zweryfikowanymi pasażerami, co znacznie zmniejsza opóźnienia na skrzyżowaniach lub na bramkach poboru opłat. W uwierzytelnianiu transferowym, gdy pojazd przemieszcza się z jednego obszaru przydrożnego do drugiego, dane weryfikacyjne są bezpiecznie przesyłane, co pozwala na płynną ciągłość bez konieczności ponownego uruchamiania procesu, podobnie jak opaska koncertowa umożliwiająca uczestnikom przemieszczanie się między scenami bez konieczności powtarzania kontroli. Ten schemat wykorzystuje matematyczne właściwości wielomianów Czebyszewa, zapewniając silne bezpieczeństwo przy zmniejszonym narzutzie. Analiza wydajności pokazuje, że proponowana metoda osiąga koszt komunikacji wynoszący jedynie 42n bajtów oraz znacznie niższą złożoność obliczeniową niż istniejące schematy. Takie podejście zwiększa skalowalność, ogranicza wymianę wiadomości i utrzymuje solidną odporność na powszechne ataki, co czyni je dobrze przystosowanym do komunikacji pojazdów w czasie rzeczywistym. Ogólnie rzecz biorąc, nowy protokół zwiększa praktyczność VANET-ów, zmniejszając narzut danych, przyspieszając uwierzytelnianie i efektywnie zarządzając wysokim natężeniem ruchu, czyniąc go bezpiecznym i skalowalnym rozwiązaniem dla przyszłości inteligentnych systemów transportowych.

Wprowadzenie

Sieci ad-hoc pojazdów (VANET) umożliwiają pojazdom komunikację między sobą (pojazd-pojazd (V2V)) oraz z pojazdami do infrastruktury przydrożnej (pojazd-infrastruktura (V2I)), co zwiększa bezpieczeństwo i efektywność transportu. W tym otwartym środowisku bezprzewodowym każdy pojazd może nadawać komunikaty o bezpieczeństwie (np. ostrzeżenia o wypadkach lub aktualizacje dotyczące ruchu drogowego); Dlatego solidna autentyzacja jest kluczowa, aby zapewnić, że wiadomości pochodzą z legalnych źródeł. Jednocześnie VANET-y nakładają surowe wymagania dotyczące wydajności, a pojazdy wymieniają się komunikatami z wysokimi częstotliwościami (często 10 wiadomości na sekundę), pozostawiając tylko kilka milisekund na weryfikację każdej wiadomości przed następną wiadomością. Tradycyjne metody uwierzytelniania kluczem publicznym, takie jak algorytm podpisu cyfrowego z krzywą eliptyczną (ECDSA), jak w standardzie WAVE/IEEE 1609.2, wiążą się ze znacznymi nakładami obliczeniowymi i komunikacyjnymi. Weryfikacja pojedynczego podpisu ECDSA lub zarządzanie certyfikatem klucza publicznego dla każdej wiadomości może przeciążyć jednostkę pokładową o ograniczonych zasobach (OBU) i powodować nieakceptowalne opóźnienia, gdy wiele wiadomości dotrze jednocześnie. Ponadto pojazdy często zmieniają punkt przyłączenia (przemieszczając się z jednej jednostki przydrożnej (RSU) do innej), co wymaga powtarzającej się uwierzytelniania lub uścisków dłoni, co dodatkowo zwiększa opóźnienia.

Kanał	Zakres częstotliwości (GHz)	Priorytet	Główne funkcje
CCH-178	5.885 – 5.895	Wysoko	Kontrola uwierzytelniania, reklamacje usług, początkowe rozpowszechnianie wiadomości z RSU, inicjacja wsadowej autyzacji.
SCH-172	5.855 – 5.865	Wysoko	Wiadomości krytyczne w czasie (potwierdzenia wsadowej autoryzacji, pilne powiadomienia o bezpieczeństwie).
SCH-174	5.865 – 5.875	Średnie do wysokie	Walidacja oparta na nawigacji, koordynacja wsad uwzględniająca ruch drogowy (scenariusze mobilności miejskiej).
SCH-176	5.875 – 5.885	Niskie do średniego	Rozpowszechnianie list unieważnień unieważnienia, aktualizacji grupowych poświadczeń, okresowe powiadomienia o ponownej weryfikacji.
SCH-180	5.895 – 5.905	Medium	Bezpieczna wymiana wiadomości po uwierzytelnieniu (aktualizacje/powiadomienia o uwierzytelnionych partiach).
SCH-182	5.905 – 5.915	Low	Usługi niekrytyczne (weryfikacja wspomagana w chmurze, kontrole internetowe, wiadomości w tle).
SCH-184	5.915 – 5.925	Średnie do wysokie	Aplikacje o wysokiej przepustowości (strumieniowanie wideo, dystrybucja map, aktualizacje OTA dla uwierzytelnionych grup).

Tabela 1: Specyfikacje kanałów DSRC dla bezpiecznych sieci pojazdowych. Wyjaśnia kanał sterowania (CCH) oraz różne kanały serwisowe (SCH) używane w VANET-ach. Wszystkie te kanały działają w zakresie częstotliwości 5,855–5,925 GHz i każdy ma pasmo 10 MHz. Takie rozwiązanie umożliwia płynną i zorganizowaną komunikację, zwłaszcza w przypadku wsadowej autyzacji i ważnych komunikatów bezpieczeństwa. CCH-178 (5,885–5,895 GHz) był głównym kanałem sterującym. Jest używany do inicjowania procesu uwierzytelniania i wysyłania komunikatów związanych z bezpieczeństwem, a sch o wysokim priorytecie, takie jak SCH-172, SCH-174 i SCH-184, są wykorzystywane do zadań o pilnym znaczeniu, takich jak alerty awaryjne i duże transfery danych, a SCH o średnim i niskim priorytecie, takie jak SCH-176, SCH-180 i SCH-182, obsługują mniej pilne zadania, takie jak aktualizacja list odwołania, reautoryzacja pojazdów czy zarządzanie usługami ogólnymi. Skróty; DSRC = dedykowana komunikacja krótkodystansowa; VANET = Sieć ad hoc dla pojazdów; CCH = kanał sterujący; SCH = kanał usługowy; GHz = gigaherce; MHz = Megaherce.

Dedykowane spektrum komunikacji krótkego zasięgu (DSRC), pokazane w Tabeli 1, ilustruje jego zastosowanie w sieciach pojazdowych. Ta tabela przedstawia przydział kanałów w dedykowanym paśmie komunikacji krótkiego zasięgu (DSRC) 5,9 GHz (5,855–5,925 GHz), przy czym każdy kanał ma pasmo 10 MHz. Podkreśla kanał sterowania (CCH) oraz różne kanały usług (SCH) używane w sieciach ad hoc pojazdów (VANET), aby zapewnić zorganizowaną, priorytetową komunikację. Kanał 178 służy jako główny kanał CCH do inicjowania procesów uwierzytelniania i nadawania komunikatów związanych z bezpieczeństwem. SCH o wysokim priorytecie (takie jak 172, 174 i 184) wspierają aplikacje krytyczne w czasie, takie jak alerty awaryjne i duże transfery danych, podczas gdy SCH o średnim i niskim priorytecie (np. 176, 180 i 182) zajmują się mniej pilnymi zadaniami, takimi jak aktualizacje list wycofań, ponowna autentyzacja pojazdów oraz usługi ogólne.

Kolejnym wyzwaniem jest prywatność. Pojazdy powinny być uwierzytelniane bez ujawniania ich stałej tożsamości w każdej wiadomości (aby zapobiec śledzeniu). Rozwiązania takie jak certyfikaty pseudonimowe zapewniają anonimowość dzięki tymczasowym tożsamościom; jednak wprowadzają one koszty ogólne związane z dystrybucją i cofnięciem dużej liczby certyfikatów. Pojazd może używać schematów podpisów grupowych do podpisywania wiadomości dla grupy. To uwierzytelnia wiadomość, jednocześnie zachowując anonimowość konkretnych pojazdów. Jednak te sygnatury grupowe, podobnie jak inne metody klucza publicznego, opierają się na matematyce złożonej, takiej jak parowania dwuliniowe i duże potęgniki. Te operacje nie są praktyczne dla środowiska VANET, które zawsze porusza się szybko i wymaga niskich opóźnień. Utrata pakietów pogarsza tę sytuację. Dlatego wymagana jest lekka metoda kryptografii. Dlatego należy opracować technikę, która pozwoli szybko sprawdzić wiele wiadomości jednocześnie bez naruszania prywatności czy bezpieczeństwa. W tym kontekście badacze badali zastosowanie wielomianów Czebyszewa, które posiadają dwie istotne cechy odpowiednie dla kryptografii: własność półgrupy oraz chaotyczne zachowanie. Główną zaletą stosowania operacji wielomianowych Czebyszewa jest to, że zużywają one mniejszą złożoność obliczeniową niż krzywe eliptyczne. Ta specjalna cecha została wykorzystana do budowy nowych systemów uwierzytelniania łączących idee z kryptografii symetrycznej i klucza publicznego. Na przykład używają funkcji jednokierunkowych zbudowanych na podstawie tych wielomianów do tworzenia wspólnych sekretów lub podpisów cyfrowych, które zapewniają efektywność i niezaprzeczalność. Badania już wykazały, że gdy protokoły Czebyszewa są stosowane do uwierzytelniania, ilość pracy, jaką muszą wykonać jednostki pokładowe pojazdów, jest znacznie mniejsza. Niniejsze badanie zawiera formalne definicje i matematyczne szczegóły operacji opartych na wielomianach Czebyszewa użytych w proponowanym schemacie. Konkretnie, badanie opiera bezpieczeństwo na dwóch założeniach analogicznych do klasycznych trudnych problemów kryptograficznych: wielomianowym problemie dyskretnym logarytmu Czebyszewa (CPDLP) oraz wielomianowym problemie diffie–Hellmana Czebyszewa (CPDHP). Te problemy są znane z trudności obliczeniowej, co dowodzi, że podrobienie uwierzytelniania pojazdu lub podszywanie się pod ważny węzeł jest obliczeniowo niewykonalne. Ponadto wyraźnie stwierdzono, że gdy wielomiany Czebyszewa są definiowane nad dużymi, skończonymi ciałami o praktycznych długościach bitów (np. 160–256 bitów), uzyskanie stopnia wielomianu lub parametru tajnego z publicznego wielomianu jest obliczeniowo niewykonalne przy użyciu obecnych klasycznych algorytmów¹.

W ostatnich^{latach zaproponowano} schematy CDAS (centralized data authentication scheme) oraz DDAS (distributed data authentication scheme) do obsługi danych elektrycznych w systemach Vehicle-to-Grid (V2G). Obie metody wykazały się lepszą szybkością, bezpieczeństwem i efektywnością niż wcześniejsze podejścia oraz skutecznie chroniły prywatność użytkowników. Jednak ta praca nie jest wdrożona w rzeczywistym świecie, ignoruje scenariusze dynamicznego cenowania. ^{Zaprojektowano} inteligentny i wydajny schemat wsadowego uwierzytelniania dla sieci V2G, który wykorzystuje parowania bilinearne i sygnatury agregowane do weryfikacji wielu sygnatur pojazdów elektrycznych (EV) jednocześnie, aby zaoszczędzić czas i zminimalizować moc obliczeniową, jednak prace te nie uwzględniają wpływu blockchaina na długoterminowe przechowywanie. Proponowano inteligentne podejście do uwierzytelniania wsadowego dla sieci V2G, wykorzystujące obliczenia krawędziowe do jednoczesnego sprawdzania gęstych pojazdów elektrycznych, 4^, wykorzystujące krótkie podpisy grupowe i kryptografię bezcertyfikatową, aby zmniejszyć opóźnienia i uniknąć problemów z certyfikatami. Metoda wsadowego uwierzytelniania dla sieci V2G wykorzystująca edge computing i krótkie podpisy grupowe do jednoczesnego sprawdzania grupowych pojazdów elektrycznych została stworzona w⁵ przypadkach, jednak nie sprawdza ona w pełni wydajności w zatłoczonych obszarach EV, nie określono polityki cofania EV.

Zaproponowano ramy do skoncentrowanego na prywatności udostępniania danych w sieciach V2G z wykorzystaniem blockchaina – 6 – framework szyfrowania opartego na atrybutach (ABE), jednak w tych pracach nie uwzględniono uwierzytelniania wsadowego. ^Stworzono metodę uwierzytelniania chroniącą prywatność dla sieci V2G wykorzystującą blockchain i przetwarzanie wsadowe, 7, która zajmie się kryptografią krzywą eliptyczną (ECC) opartą na jednoczesnym sprawdzaniu grup EV. Jednak nie rozwiązują one wyzwań skalowalności sieci gęstych w sieciach. Zarządzanie kluczami oparte na blockchainie dla V2G, które również wykorzystuje przetwarzanie wsadowe, zaproponowało ^kilka inteligentnych kontraktów do bezpiecznej dystrybucji, odnawiania i cofania kluczy, zapewniając tym samym prywatność pojazdów elektrycznych; Jednak nie sprawdza pracy w czasie rzeczywistym i nie jasno określa cofania pojazdów elektrycznych w partii. Zaproponowano lekką metodę wsadowego uwierzytelniania dla VANET-ów⁹, która wykorzystuje wielomiany Czebyszewa do jednoczesnego sprawdzania wielu pojazdów przy niskim obciążeniu obliczeniowym. Matematyczne cechy wielomianów Czebyszewa pomagają uniknąć dużych kroków kryptograficznych, dzięki czemu system działa szybciej i jest bardziej odpowiedni do komunikacji pojazdów w czasie rzeczywistym. Zapewnia również prywatność i wysokie zabezpieczenia. Jednak nie wyjaśnia w pełni, jak poradzi sobie z bardzo dużym ruchem, ruchomymi pojazdami, odwołanymi użytkownikami oraz procesem aktualizacji klucza. Schemat wsadowej autyzacji VANET z wykorzystaniem wielomianów Czebyszewa został przedstawiony¹⁰, aby zweryfikować wiele identyfikatorów pojazdów razem z mniejszym opóźnieniem. Chaotyczne części wielomianów Czebyszewa wspierają anonimowe identyfikatory, generowanie kluczy i prywatność. Jednak badanie to nie wyjaśniło wiele na temat dużego ruchu, samochodów dużych prędkości, usuwania wadliwych pojazdów w partiach, uwierzytelniania transferu oraz pełnej obsługi kluczy. ^Stworzono lekki system wsadowej uwierzytelniania dla VANET-ów, bezpieczny system wykorzystujący wielomiany Czebyszewa do jednoczesnej kontroli dużych grup pojazdów przy niskich kosztach. Zapewnia prywatność i umożliwia śledzenie w razie potrzeby. Nie porusza jednak sieci na dużą skalę. Nie uwzględnia też pracy z regułami VANET i pełnym handlem kluczami. Zaproponowano chaotyczny schemat wsadowego uwierzytelniania opartego na mapie Czebyszewa dla VANET-ów¹², aby uwierzytelnić wiele pojazdów jednocześnie przy obniżeniu kosztów obliczeniowych. Chroni prywatność użytkownika, udostępniając anonimowe identyfikatory, możliwość śledzenia i pomijając ciężkie operacje kryptograficzne, dzięki czemu nadaje się do komunikacji na żywo. Nie wyjaśnia jednak cofnięcia złośliwych pojazdów ani przestrzegania zasad VANET. ^Proponowano lekkie uwierzytelnianie wsadowe dla sieci VANET z wykorzystaniem schematów uwierzytelniania i porozumiewania klucza (AKA) połączonych z chaotycznymi mapami Czebyszewa do jednoczesnego sprawdzania wielu wiadomości pojazdów w celu oszczędzania czasu i pracy. Program ten dba o prywatność, bezpieczeństwo wiadomości i sprawia, że jest odpowiedni dla prawdziwego ruchu. Jednak nie wyjaśnia, jak działa to w przypadku dużych grup pojazdów, wdrażania szybkich zmian RSU czy usuwania złośliwych pojazdów w partiach. Stworzono lekką metodę wsadowego uwierzytelniania dla VANET-ów wykorzystującą chaotyczne mapy Chebyshev¹⁴, aby szybko sprawdzać wiele wiadomości pojazdów, z mniejszym opóźnieniem i mniejszym obciążeniem obliczeniowym. Zapewnia prywatność, bezpieczną wymianę kluczy i śledzenie bez konieczności stosowania silnych kryptów, co czyni go odpowiednim do komunikacji pojazdów w czasie rzeczywistym. Jednak artykuł nie wyjaśnia, jak system radzi sobie z dużą liczbą pojazdów, cofa niewłaściwe pojazdy czy jak szybko poruszające się samochody przełączające się między RSU. Brakuje mu również integracji ze standardowymi protokołami VANET i nie wykorzystuje edge computingu do zwiększenia wydajności.

Niniejsze badanie proponuje ramy uwierzytelniania dla VANET-ów, które wyłącznie wykorzystują wielomianowe mechanizmy Czebyszewa do weryfikacji wsadowej wiadomości i uwierzytelniania transferu podczas przekazania pojazdów. Schemat weryfikacji wsadowej pozwala RSU lub pojazdowi odbiorcy weryfikować wiele sygnatur wiadomości razem, zamiast osobno, co znacznie zmniejsza opóźnienie na wiadomość, gdy ruch jest mocno obciążony⁸. Protokół uwierzytelniania transferu pozwala pojazdowi pozostawać nieprzerwanie uwierzytelnionym podczas przemieszczania się przez różne obszary pokrycia RSU bez konieczności wykonywania pełnego i kosztownego handshake'u przy każdym skoku. Zamiast tego stosuje się lekki mechanizm sesji dynamicznej, aby przenieść stan uwierzytelniania z jednej sesji lub domeny do innej. Stosując wielomiany Czebyszewa w obu aspektach, schemat ten zapewnia, że dla jednostek VANET potrzebne są tylko proste operacje matematyczne (takie jak mnożenie modularne i dodawanie z oceny wielomianowej), co czyni go bardzo odpowiednim dla ograniczonego środowiska obliczeniowego OBU.

Protokół

Eliminacje

Model systemu: System VANET składa się z trzech głównych typów podmiotów: zaufanych organów (TA), jednostek przydrożnych (RSU) oraz pojazdów wyposażonych w jednostki pokładowe (OBU). TA jest kluczowy przy inicjowaniu inicjalizacji, zarządzania kluczami oraz okazjonalnego cofania. Jest w pełni zaufana i zazwyczaj kontrolowana przez rząd lub infrastrukturę. Każdy RSU to stacjonarna jednostka rozmieszczona wzdłuż drogi. Zapewnia to infrastrukturę komunikacyjną; w tym modelu zakłada się, że RSU są połączone z TA za pomocą bezpiecznego szkieletu (np. światłowodu lub bezpiecznej sieci), aby mogły wysyłać lub odbierać aktualizacje od TA w razie potrzeby. Pojazdy wyposażone są w OBU, które umożliwiają komunikację między pojazdami (V2V) oraz pojazdami z infrastrukturą (V2I). Badanie to zakłada, że jednostki obu posiadają urządzenie zabezpieczające przed manipulacją (TPD) lub bezpieczny moduł sprzętowy, który może przechowywać klucze kryptograficzne i wykonywać operacje kryptograficzne w izolacji, chroniąc długoterminowe tajemnice przed fizycznym naruszeniem.

Model komunikacji: Pojazdy nadają okresowe komunikaty jednorazowe (takie jak podstawowe komunikaty bezpieczeństwa) przez kanał bezprzewodowy (np. IEEE 802.11p lub C-V2X PC5), który może być odbiór przez inne pojazdy i RSU w zasięgu. Wiadomości te muszą być uwierzytelnione przez odbiorców, aby zapewnić ich ważność. RSU wysyłają również okresowe informacje (sygnalizację świetlną i ostrzeżenia) do pojazdów poprzez komunikację pojazd-infrastruktura (V2I). W tej pracy głównym naciskiem jest uwierzytelnianie komunikatów vehicle-to-infrastructure (V2I). Oznacza to, że pojazdy są uwierzytelniane przez RSU poprzez wsadową autyzację podczas wejścia do obszaru zasięgu RSU. Uwierzytelnianie V2V może być obsługiwane podobnie, używając pojazdów tego samego schematu sygnatur; jednak weryfikacja wsadowa jest najbardziej korzystna w RSU, które mogą wymagać weryfikacji wielu wiadomości pojazdów jednocześnie.

Rysunek 1: Weryfikacja wsadowa w sieci VANET. Ten rysunek przedstawia architekturę używaną do wsadowej autyzacji, ilustrując, jak wiele OBU w partiach pojazdów (np. BATCH1 i BATCH2) komunikuje się bezprzewodowo z RSU na skrzyżowaniach lub punktach ruchu, które są połączone przewodowo z centralnym TA. Protokół umożliwia zbiorową weryfikację żądań uwierzytelniania w ruchu o wysokiej gęstości za pomocą wielomianów Czebyszewa. Każdy pojazd oblicza token uwierzytelniający, oceniając T_k(x) mod P, łączy go z jego tożsamością i znacznikiem czasu, hashuje wartość i przesyła do RSU. RSU agreguje tokeny i weryfikuje je zbiorowo.
Skróty; VANET = Sieć ad hoc dla pojazdów; OBU = jednostka pokładowa; RSU = jednostka przydrożna; TA = Zaufany Autorytet. Proszę kliknąć tutaj, aby zobaczyć większą wersję tej figurki.

Uwierzytelnianie wsadowe w VANET-ach: W środowiskach o dużej gęstości ruchu RSU mogą otrzymywać żądania uwierzytelniania od wielu pojazdów w bardzo krótkim czasie. Wykonywanie indywidualnej autoryzacji dla każdego żądania może powodować znaczne opóźnienia obliczeniowe i zwiększać narzut komunikacji. Jak przedstawiono na Rysunku 1, proponowany mechanizm uwierzytelniania wsadowego wykorzystuje matematyczne właściwości wielomianów Czebyszewa, aby osiągnąć efektywną weryfikację wielopojazdową¹⁵. Każdy pojazd oblicza token uwierzytelniający α_i, oceniając wielomian Czebyszewa T_vi(T_r(x)) modulo dużej liczby pierwszej p, gdzie v_i to klucz prywatny pojazdu, r to klucz prywatny RSU, a x to baza publiczna. Wyjście jest łączone z cyfrową tożsamością pojazdu i znacznikiem czasu, haszowane i przesyłane do RSU. RSU agreguje wszystkie otrzymane tokeny w jedną wartość i weryfikuje je zbiorczo, używając relacji T_r.∑vi(x) modulo p. To podejście znacząco zmniejsza liczbę kosztownych operacji weryfikacji, poprawiając skalowalność w środowiskach takich jak skrzyżowania, bramki poboru opłat czy wąskie punkty ruchu.

Rysunek 2: Uwierzytelnianie transferowe w sieciach VANET. Ta ilustracja pokazuje proponowany lekki protokół uwierzytelniania przekazania, który pozwala pojazdowi przemieszczać się z obecnego RSU (jednostka przydrożna 1) do następnego RSU (jednostka przydrożna 2) bez pełnej ponownej uwierzytelniania, co może zmniejszyć opóźnienia. RSU1 generuje autoryzowaną kartę za pomocą hash łączenia kluczy publicznych i losowej wartości, a następnie stosuje operacje wielomianowe Czebyszewa do obliczenia parametrów pośrednich (ω₁, ω₂), klucza początkowego (IK), zaszyfrowanego klucza sesyjnego oraz klucza tymczasowego (TK). Wartości te są przesyłane do pojazdu i przekazywane do RSU2. RSU2 weryfikuje dane i odzyskuje klucz sesji za pomocą operacji odwrotnych Czebyszewa, ustanawiając bezpieczny klucz sesji (SK) dla nieprzerwanej komunikacji. Protokół obsługuje szybkie i bezpieczne przekazania połączenia odpowiednie do szybkich środowisk komunikacji pojazdowej. Skróty; VANET = Sieć ad hoc dla pojazdów; RSU = jednostka przydrożna; IK = Klucz początkowy; TK = Klucz Tymczasowy; SK = Klucz Sesji. Proszę kliknąć tutaj, aby zobaczyć większą wersję tej figurki.

Uwierzytelnianie transferowe dla płynnego przekazania: W miarę jak pojazdy przemieszczają się między strefami pokrycia RSU, ponowne wykonywanie pełnej uwierzytelniania przy każdym nowym RSU wprowadza opóźnienia i może zakłócać bezpieczne sesje. Proces uwierzytelniania transferu, jak pokazano na Rysunku 2, umożliwia bezpieczne i lekkie przekazanie połączenia. Obecne RSU generuje autoryzowaną kartę AC_i poprzez hashowanie połączenia kluczy publicznych pojazdu i RSU wraz z losowym parametrem sesji b_i. Korzystając z transformacji wielomianowych Czebyszewa T_AC(x) modulo p, RSU oblicza wartości pośrednie ω_{1,ω 2} = ω₁ FPK_Ri, specyficzny dla sesji klucz IK_i = H(ω₁FPK_vi) oraz zaszyfrowany klucz sesji ω₃ = (E_IKi(SK_i)). Wreszcie, tymczasowy klucz TK_i jest wyprowadzony z γ = b_i. IK ^i-1 za pomocą innej transformacji Czebyszewa T_γ(x). Krotka (TK_{i,ω 2,ω 3}) jest przesyłana do następnego RSU, który wykorzystuje go do weryfikacji i wznowienia bezpiecznej komunikacji z pojazdem bez konieczności pełnej ponownej autoryzacji. Mechanizm ten zapewnia minimalne zakłócenia i ultraniskie opóźnienia dla pojazdów poruszających się z dużą prędkością.

Mobilność i przekazanie: Pojazdy przemieszczające się z jednego miejsca do drugiego w sieci mogą napotkać wiele RSU na swojej trasie. Łącząc wielomianowe uwierzytelnianie wsadowe Czebyszewa dla początkowego dostępu RSU oraz uwierzytelnianie transferowe dla przekazów mobilności, system osiąga zarówno skalowalność, jak i ciągłość¹⁶. Autyzacja wsadowa skutecznie obsługuje wiele jednoczesnych uwierzytelnień pojazdów, podczas gdy uwierzytelnianie transferowe zmniejsza opóźnienia ponownej autoryzacji podczas przejść RSU. Razem te mechanizmy tworzą silne, matematycznie bezpieczne i efektywne pod względem wydajności ramy uwierzytelniania VANET.

Wstępne wielomianowe Czebyszewa

Wielomiany Czebyszewa (T_n(x)) są matematycznym pojęciem podstawowym schematu uwierzytelniania. Opierają się na wzorze rekurencji i mają cechy umożliwiające jednokierunkowe funkcje kryptograficzne. Główne definicje i właściwości są następujące.

Definicja: Wielomian Czebyszewa stopnia n (dla liczby całkowitej n≥ 0):

T_n(x) = cos(n arccos x),

dla x [-1,1]]. Równoważnie, można ją zdefiniować nad liczbami rzeczywistymi lub modulo liczbą pierwszą P. Pierwsze kilka wielomianów Czebyszewa pierwszego rodzaju T_n(x) do n=4 (stopień waha się od 0 do 4) opisane w Tabeli 2.

S.No	Dyplom	Opis	Wynik
1	T0(x)	T0(x) = cos(0.arccros x) = cos(0) = 1	T0(x) = 1
2	T1(x)	T1(x) = cos(1.arccros x) = cos(arcos x) = 1	T1(x) = x
3	T2(x)	T2(x) = cos(2.arccros x) = 2cos2(arcos x)-1 = 2x2-1 (Ponieważ cos(2θ) = 2cos2θ-1)	T2(x) = 2x2-1
4	T3(x)	T3(x) = cos(3.arccros x) = 4x 3-3x (Ponieważ cos(3θ) = 4cos3θ-3cosθ)	T3(x) = 4x3-3x
5	T4(x)	T4(x) = 8x4-8x 2+1 (Ponieważ cos(4θ) = 8cos4θ-8cos2θ+1)	T4(x) = 8x4-8x 2+1

Tabela 2: Ocena relacji rekurencyjnej. Ta tabela przedstawia pierwsze kilka wielomianów Czebyszewa pierwszego rodzaju T_n(x) (dla stopni od 0 do 4), obliczone przy użyciu relacji rekurencyjnej stanowiącej matematyczną podstawę proponowanego schematu uwierzytelniania. Skróty; T_n(x) = Wielomian Czebyszewa stopnia n oceniany w x; n = stopień wielomianowy; x = zmienna wejściowa.

Ogólnie rzecz biorąc, spełniają one rekurencję:

T_n+1(x) = 2xT_n(x) - T_n-1(x), gdzie T₀(x) =1, T₁(x) = x .

Ta powtarzalność pozwala na efektywne iteracyjne obliczenia T_n(x).

Własność półgrupy: Podobnie jak wykładniki multiplikatywne, wielomiany Czebyszewa wykazują właściwość złożenia:

T_m(T_n(x)) = T_m.n(x) ,

dla dowolnych dodatnich liczb całkowitych m,n. Innymi słowy, jeśli najpierw zastosuje się wielomian Czebyszewa stopnia n do x, a następnie inny wielomian Czebyszewa stopnia m do wyniku, jest to równoważne bezpośredniemu zastosowaniu wielomianu Czebyszewa stopnia m * n do x. Ta właściwość jest kluczowa dla stosowania wielomianów Czebyszewa w protokołach wymiany kluczy i uwierzytelniania Diffie–Hellmana, ponieważ przypomina właściwość (^{g a})^b = (g^b)^a potęgania w grupie cyklicznej.

Chaotyczne zachowanie: Dla stopni n>1 wykazano, że odwzorowanie x T_n(x) (gdy x znajduje się w [-1,1]) wykazano jako chaotyczne odwzorowanie w określonych warunkach. Nieformalnie, niewielka zmiana w x może powodować duże zmiany w T_n(x), gdy n jest duże, a T_n(x) rozkłada się w [-1,1] w taki sposób, że dla dużych n może wydawać się losowe. Ta "pseudo-losowość" jest przydatna w kryptografii do generowania nieprzewidywalnych wyników.

Problem wielomianów dyskretnych Chebysheva (CPDLP): Jest podobny do problemu logarytmu dyskretnego, ale wykorzystuje wielomiany Czebyszewa. Mając moduł pierwszy P oraz wartości publiczne x i y = T_n(x) mod P, bardzo trudno jest znaleźć liczbę całkowitą n. Innymi słowy, jeśli zna się x i y, określenie n jest niezwykle trudne, gdy liczby są duże. To podobne do klasycznego problemu logu dyskretnego, gdzie znalezienie a z g^do mod P jest trudne.

Wielomianowy problem Diffie–Hellmana Czebyszewa (CPDHP): Mając x, T_a(x) i T_b(x) (dla losowych tajnych liczb całkowitych a,b), trudno jest obliczyć T_a.b(x) bez znajomości ani a, ani b. To odzwierciedla problem Diffie–Hellmana: jeśli damy g^{a i} g^b, przeciwnik nie może obliczyć g^ab. W kontekście Czebyszewa należy zauważyć, że T_ab(x) = T_a(T_b(x)) = T_b(T_a(x)) według własności półgrupy; więc jeśli dwie strony znają po jednym z a,b, mogą łatwo obliczyć T_ab(x), podczas gdy podsłuchujący znający tylko poszczególne wyniki nie potrafi.

Bezpieczeństwo systemu opiera się na tych założeniach (CPDLP i CPDHP są nierozwiązywalne). Dla praktycznej implementacji badanie to działa w polu skończonym (z wyjątkiem dużej liczby pierwszej P), aby zagwarantować odrębne zachowanie. Zazwyczaj jako parametr układu wybiera się liczbę losową x z [2,P-2] (pełni to rolę porównywalną do generatora w grupie multiplikatywnej). Asystent wybierze taki x i opublikuje go jako część parametrów publicznych. Wówczas wielomiany Czebyszewa można obliczyć mod P za pomocą wzoru na rekurencję. Chociaż x nie znajduje się w [-1,1], w tym przypadku można użyć izomorfizmu między wielomianami Czebyszewa a kosinusem hiperbolicznym dla wartości spoza [-1,1], lub po prostu traktować rekurencję algebraicznie mod P. Własność chaotyczna w ścisłym sensie odnosi się do przedziałów rzeczywistych; jednak w zastosowaniach kryptograficznych badania opierają się na nieprzewidywalności wynikającej z twardości CPDHP w polu skończonym.

Model ataku

W proponowanym systemie uwierzytelniania wsadowego i transferowego dla VANET-ów wykorzystujących wielomiany Czebyszewa, badacze rozważają realistyczny krajobraz zagrożeń, w którym zarówno zewnętrzni, jak i wewnętrzni przeciwnicy mogą próbować zakłócić bezpieczną komunikację. Zewnętrzni atakujący to podmioty spoza sieci pojazdowej, które mają na celu przechwytywanie, zmienianie lub wstrzykiwanie złośliwych wiadomości bez posiadania jakichkolwiek legalnych danych uwierzytelniających¹⁷. Z kolei wewnętrzni atakujący to przejęte lub złośliwe pojazdy lub RSU, które już posiadają ważne dane uwierzytelniające, ale wykorzystują je do podszywania się pod innych, fałszowania danych lub przeprowadzania skoordynowanych ataków.

Atak typu man-in-the-middle (MIM): Przeciwnik przechwytuje i przekazuje wiadomości między dwiema legalnymi stronami, potencjalnie zmieniając ich treść. Protokół łagodzi to, stosując wzajemne uwierzytelnianie i umowę klucza sesyjnego opartą na trudności problemu wielomianów Czebyszewa, zapewniając, że wszelkie przechwycone dane są obliczeniowo niewykonalne do manipulacji bez wykrycia¹⁸.

Atak powtórny: Atakujący ponownie wysyła wcześniej przechwycone poprawne wiadomości, aby uzyskać nieautoryzowany dostęp lub wywołać zamieszanie w sieci. Badacze rozwiązują ten problem, włączając znaczniki czasu i identyfikatory sesji do procesu uwierzytelniania, zapewniając, że wiadomości są ważne tylko w krótkim czasie i nie mogą być ponownie użyte później.

Atak podszywający się pod niego: jest również brany pod uwagę, gdy atakujący próbuje podszyć się pod legalny pojazd lub RSU. Poprzez ścisłe powiązanie procesu uwierzytelniania z unikalnymi kluczami wielomianowymi Czebyszewa oraz weryfikację podpisów cyfrowych podczas uwierzytelniania wsadowego i transferowego, system zapewnia, że komunikują się tylko prawdziwi uczestnicy.

Ataki podsłuchowe: w których przeciwnicy biernie monitorują komunikację, aby wydobyć wrażliwe informacje. Proponowany schemat zapewnia poufność poprzez bezpieczne generowanie kluczy sesji; dlatego nawet jeśli pakiety danych zostaną przechwycone, pozostają niezrozumiałe bez klucza tajnego.

Ataki zmowy: gdy wiele zagrożonych podmiotów współpracuje, aby złamać protokół uwierzytelniania. Stosowanie zagregowanej weryfikacji w autyzacji wsadowej oraz niezależnej weryfikacji w uwierzytelnianiu transferowym zapobiega wspólnemu fałszowaniu ważnych poświadczeń przez zagrożone węzły.

Symbol	Opis
Ui	I-ty pojazd w VANET
RSU	Jednostka przydrożna
TA	Zaufany Organ
TSi	Znacznik czasu generowany przez pojazd
TARSU	Znacznik czasu wygenerowany przez RSU
TSTA	Znacznik czasu wygenerowany przez TA
ΔT	Maksymalna dozwolona różnica zegara dla ważności wiadomości
DIDUi	Tożsamość pojazdu Ui oparta na pseudonimie
CZYRSU	Tożsamość RSU oparta na pseudonimach
Tv(x)	Wielomian Czebyszewa z kluczem prywatnym pojazdu "v"
Tv(x)	Wielomian Czebyszewa z kluczem prywatnym "b" z zaufanym autorytetem
TPKRi(x)	Wielomian Czebyszewa z kluczem publicznym RSU
αja	Hash tożsamości obliczany przez pojazd Ui
βja	Hash tożsamości obliczony przez RSU dla Ui
θi	Token weryfikacji wielomianów z UI używany do agregacji
θ'agg	Oczekiwany zagregowany wielomian (obliczany przez TA)
θagg	Zagregowany iloczyn wielomianów ze wszystkich nośników Θi
mi,n i	Losowe wartości kluczy sesji generowane przez TA
ri,u i	Tajne wartości skalarne przypisane odpowiednio RSU i pojazdowi
PUBRSU	Klucz publiczny RSU
PUB ui	Klucz publiczny pojazdu Ui
E1(i),E2(i)	Wartości maskowania obliczane za pomocą hashu dla poufności
IK(i)	Komponenty wiadomości wymiany kluczy uwierzytelniającej/sesji
SKi	Klucz sesji końcowej ustanowiony między pojazdem a RSU
H(.)	Funkcja skrótu odporna na kolizje
ESK(.)/DSK(.)	Symetryczne szyfrowanie/deszyfrowanie z użyciem klucza sesyjnego
||	Operator konkatenacji
mod P	Działanie modułowe nad dużą liczbą pierwszą p

Tabela 3: Notacje. Ta tabela zawiera kluczowe symbole, parametry i notacje kryptograficzne stosowane w całej pracy.

Proponowany schemat:

Proponowany schemat składa się z dwóch głównych elementów: (i) mechanizmu weryfikacji wiadomości wsadowych z wykorzystaniem wielomianów Czebyszewa oraz (ii) protokołu uwierzytelniania transferu dla przekazania pojazdów między RSU. Niniejsze badanie najpierw przedstawia przegląd konfiguracji systemu, a następnie szczegółowo opisuje każdy komponent w kolejnych sekcjach, a terminologia i oznaczenie zostały zilustrowane w Tabeli 3.

Rejestracja pojazdu:

Krok 1: Każdy pojazd inicjuje proces uwierzytelniania. Niech będzie n pojazdów u_{1,u 2,u 3}..._,u próbujących uwierzytelnić z tym samym RSU w czasie t. Każdy pojazd u_i oblicza:

α_i = H(DID_ui|| T_vi(T_b(x)) ||TS_i) (1)

Następnie u_i wysyła:

i₁⁽ⁱ⁾ = (α_{i,DID ui,TS i}) (2)

do RSU.

Krok 2: RSU agreguje i przygotowuje się do wsadowej autyzacji po otrzymaniu wszystkich I₁^(i), RSU wykonuje:

1. Walidacja znaczników czasu: |TS_c - TS_i| ≤ ΔT
2. Oblicz hash odpowiedzi RSU dla każdego pojazdu: β_i = H(DID_RSU||T_ri(T_b(x))||TS_RSU)
3. Obliczaj tokeny Chebysheva: θ_i = T_vi(T_PKRi(x)) mod P
4. Zagreguj wszystkie tokeny:
5. Przygotuj wiadomość wsadową: i wyślij do asystencji.

Krok 3: TA weryfikuje sygnatury wsadowe

1. Zweryfikować znacznik czasu: TS_TA - TS_RSU ≤ ΔT
2. Sprawdź skrót RSU: β_i^* = H(CZY_RSU || T_b(T_ri(x)) || TS_RSU) = β_i
3. Sprawdź hash pojazdu: α_i^* = H(DID_ui|| T_b(T_vi(x)|| TS_i) = α_i
4. Weryfikacja agregatowa: θ'_agg = T_∑vi(x)mod P
H(θ_agg) = H(θ_agg^') Jeśli wszystko przejdzie, uwierzytelnienie jest pomyślne.

Krok 4: Ustanowienie klucza sesyjnego (w partii) dla każdego u_i, TA wykonuje:
1. Oblicz: E₁⁽ⁱ⁾ = H(PUB_RSU||r_i||TS_RSU)
E₂⁽ⁱ⁾ = H(PUB_ui||v_i||TS_i) .
2. Wygeneruj losowe wartości m_{i,n i}Z^*_P
3. Obliczaj klucz sesji: SK_i = H(m_i||n_i||r_i||V_i)
4. Konstruuj zaszyfrowane komponenty:
I₃⁽ⁱ⁾ = H(m_i)E₁⁽ⁱ⁾
I₄⁽ⁱ⁾ = H(n_i)E₂⁽ⁱ⁾
i₅⁽ⁱ⁾ = SK_iH(m_i)
i₆⁽ⁱ⁾ = SK_iH(n_i)
Wyślij pakiet: {I₃⁽ⁱ⁾,I₄⁽ⁱ⁾,I₅⁽ⁱ⁾,I₆⁽ⁱ⁾,TS_TA}ⁿ_i=1

Krok 5: RSU wysyła informacje o sesji do każdego pojazdu,_{u i}
1. Odzyskaj: H(m_i) = I₃⁽ⁱ⁾E₁⁽ⁱ⁾
SK_i = I₅⁽ⁱ⁾H(m_i)
2. Wyślij ci_i : {i₄⁽ⁱ⁾,I₆⁽ⁱ⁾,TS_RSU+1}

Krok 6: Pojazdy zakończą wyciąganie klucza sesyjnego dla każdego u_i
1. Oblicz: H(n_i) = I₄⁽ⁱ⁾E₂⁽ⁱ⁾
SK_i = I₆⁽ⁱ⁾H(n_i)
2. Użyj klucza sesyjnego do szyfrowania wiadomości:
E_SKi(m_i||PUB_ui||PUB_RSU)

Krok 7: Transfer uwierzytelniania dla płynnego przekazania
Krok 7.1: Autoryzowane generowanie kart przez RSU będzie obliczane
AC_i = H(FPK_vi|| FPK_Ri|| b_i)
ω₁ = T_AC(x) mod P,ω₂=ω₁FPK_Ri
IK_i = H(ω₁||FPK_vi)
ω₃ = E_IKi(SK_i)
TK_i = T_γ(x) mod P
γ = b_i. IK ^i-1
Wyślij (TK_{i,ω 2,ω 3}) do następnego RSU.
Krok 7.2: Walidacja przez sąsiednie RSU
T_AC(x) = ω₂FPK_Ri-1
IK_i ^'= H(T_AC(x)||FPK_vi)
T_TKi(IK_i^'(HOR_i))mod P = T_t(x)mod P
Krok 7.3: Odzyskiwanie klucza sesji (nowe odszyfrowanie RSU)
SK_i = D_IKi^'(ω₃)

Pojazd u_i jest teraz uwierzytelniony w nowej strefie RSU i może kontynuować bezpieczną komunikację, ze wszystkimi notacjami użytymi w algorytmie opisanymi w Tabeli 3.

Na Rysunku 3 badacze szczegółowo wyjaśnili uwierzytelnianie transferu za pomocą diagramu swim lane, jak obecne RSU przekazuje autoryzację do nowej RSU, wysyłając jej parametry (TK_{i,ω 2,ω 3}) i po otrzymaniu tych parametrów od nowej RSU, weryfikuje je, używając
T_TKi(IK_i^'(HOR_i))mod P = T_t(x)mod P. Z tej sesji klucz zostanie odebrany przez nowe RSU i wysłany do pojazdu.

Rysunek 3: Transfer uwierzytelniania między dwoma RSU. Ten rysunek ilustruje schemat przepływu protokołu uwierzytelniania transferowego w VANET, gdzie pojazd umożliwia bezpieczne przekazanie połączenia między obecną jednostką przydrożną (RSU 1) a następną jednostką przydrożną (RSU 2). Proces rozpoczyna się od uwierzytelnionego generowania karty i obliczeń kryptograficznych na RSU 1, następnie następuje przesłanie parametrów do pojazdu, walidacja i odzyskanie klucza sesji na RSU 2, kończąc się ustanowieniem bezpiecznego klucza sesyjnego. Skróty; VANET = Sieć ad hoc dla pojazdów; RSU = jednostka przydrożna. Proszę kliknąć tutaj, aby zobaczyć większą wersję tej figurki.

Wyniki

Analiza bezpieczeństwa

Analiza bezpieczeństwa nieformalnego

Atak podszywania się: Przeciwnik może próbować podszyć się pod legalny_{pojazd lub} jednostkę przydrożną (RSU), aby uzyskać nieautoryzowany dostęp lub zakłócić uwierzytelnianie, ale takie podszywanie się jest obliczeniowo niewykonalne ze względu na solidne mechanizmy bezpieczeństwa. Każdy pojazd i RSU korzystają z podpisów opartych na wielomianach Czebyszewa, które ...

Dyskusja

Proponowany schemat uwierzytelniania wsadowego i transferowego znacząco poprawia wydajność VANET, przezwyciężając ograniczenia tradycyjnej weryfikacji jeden do jednego. Dzięki wsadowej autyzacji wiele pojazdów może być jednocześnie uwierzytelnionych przez RSU, co zmniejsza obciążenie obliczeniowe i komunikacyjne oraz umożliwia efektywną pracę na dużą skalę w gęstych warunkach ruchu. Mechanizm ten zapewnia szybsze cykle uwierzytelniania i lepsze wykorzystanie przepustowości, co czyni go odpowiednim dla sieci pojazdów w cz...

Materiały

Lista materiałów użytych w tym artykule

Nazwa	Firma	Numer katalogowy	Komentarze
Składnik	Specyfikacja / Szczegóły
Rozmiar partii (n)	10 do 100 pojazdów
Schematy porównawcze	[20],[21],[22] (analityczne z literatury)
Prymitywy kryptograficzne	Wielomiany Chebysheva (niestandardowa implementacja rekurencyjna), hash SHA-256
Platforma sprzętowa	Procesor Intel Core i7, 16 GB RAM, Windows 11 (lub Twój konkretny system operacyjny)
Biblioteki kluczy	hashlib (dla SHA-256), czas (dla pomiarów), wbudowane operacje matematyczne
Metoda pomiaru	Średni czas wykonania powyżej 1000 iteracji z użyciem modułu czasu
Moduł pierwszej (p)	256– 512 bitów (małe wartości, takie jak 7919 używane do testowania; skalowane do analizy bezpieczeństwa)
Język programowania	Python 3.10
Typ symulacji	Synchronizacja operacji kryptograficznych (brak symulatora sieci)