1. Domaine de l'invention

Le domaine de l'invention est celui des dispositifs de chiffrement dit pleinement homomorphique.

Plus précisément, l'invention concerne la mise en œuvre d'opérations et de traitements numériques de génération de clés destinées à un algorithme de chiffrement homomorphique mis en œuvre dans des microprocesseurs et ce de façon à procurer un niveau de sécurité significativement plus élevé que l'art antérieur.

L'invention concerne tout particulièrement les infrastructures et dispositifs de génération de clés.

2. Art antérieur

2.1. Cryptographie à clé publique

Le traitement cryptographique de données numériques nécessite souvent d'effectuer des opérations de chiffrement à clé publique.

Dans un algorithme de chiffrement à clé publique, le chiffreur chiffre un message m à l'aide d'un algorithme de chiffrement E en un chiffré c = E(PK,m), à l'aide d'une clé publique, notée PK.

Le destinataire du message, déchiffre le chiffré c en appliquant une fonction de déchiffrement D telle que m=D(SK,c) où SK est une clé secrète liée à la clé publique PK.

Les clés publique et secrète (respectivement PK et SK) sont générées à l'aide d'un algorithme probabiliste dit algorithme de génération de clés.

Par exemple, des algorithmes de chiffrement à clé publique célèbres sont l'algorithme dit RSA décrit dans le brevet américain U.S. 4,405,829, ou l'échange de clés Diffie-Hellman décrit dans le brevet américain U.S. 4,200,770. 2.1. Cryptographie pleinement homomorphique à clé publique

Il est particulièrement intéressant, pour de nombreuses applications pratiques, de disposer d'un Algorithme Pleinement Homomorphique à Clé Publique (APHCP).

Un APHCP comporte outre les algorithmes E et D, deux autres algorithmes notés ADD et MUL ayant, pour tous messages mfl] et m[2J, les propriétés suivantes :

• mfl] x m[2]=D(SK, MUL(E(PK,m[l]), E(PK,m[2])))

· mfl] + m[2]=D(SK, ADD(E(PK,m[l]), E(PK,m[2])))

Il est possible de montrer que même si les opérations mfl] + m[2J et mfl] x m[2] s'entendent modulo 2 (à savoir « + » représente l'opération logique de « ou exclusif » et « x » représente le « et logique »), on peut coder n'importe quel traitement complexe de données à l'aide de ces deux seules opérations.

Les applications des APHCP sont multiples :

- Des APHCP permettent par exemple d'effectuer des calculs sur les données médicales de patients présents dans une base de données sans pour autant avoir à révéler leur identité.

- Des APHCP permettent de connaître le nombre de voix obtenues par les candidats d'une élection sans que l'on dévoile l'identité des votants.

- Des APHCP permettent la création de protocoles de paiement anonymes.

- Des APHCP permettent la création d'un système de ventes où le montant des enchères resterait inconnu, afin d'éviter que le vendeur cherche la surenchère. Seul le montant le plus important serait dévoilé à la fin de la procédure.

Un premier APHCP a été publié par Craig Gentry dans le document Dl correspondant à l'article intitulé « Fully Homomorphic Encryption Using Idéal Lattices » paru dans les actes du colloque 41 st ACM Symposium on Theory of Computing (STOC), 2009. Ce procédé souffrant d'une grande complexité de mise en œuvre, un second procédé d'APHCP, basé sur l'arithmétique sur les entiers fut proposé par Marten van Dijk, Craig Gentry, Shai Halevi, et Vinod Vaikuntanathan (vDGHV) dans le document D2 correspondant à l'article intitulé « Fully Homomorphic Encryption over the Integers » paru dans les actes du colloque EUROCRYPT ^* 2010 aux pages 24 à 43.

Les documents Dl et D2 sont incorporés par référence à la présente description.

2.2. Méthode vDGHV

Dans la méthode vDGHV, le procédé de génération G de clés secrètes et publiques commence par générer un nombre impair p correspondant à une clé secrète SK, appelée clé secrète vDGHV, et une clé publique PK, appelée clé publique vDGHV correspondant à une collection de nombres entiers x[i] = q[i] x p + r[i] pour i allant de 0 à k, avec q[i] et r[i] qui sont des nombres aléatoires respectant les contraintes spécifiées dans le document D2.

Les nombres x[i] sont tels que r[i] est de faible taille relativement à x[i] (par exemple r[i] est un nombre de 80 ou 100 bits).

L'un des éléments de la clé publique vDGHV, l'élément noté x[0J, présente une particularité : pour l'élément x[0J, la condition initiale suivante doit être observée : r[0]=0.

Afin de chiffrer (via l'algorithme E) un bit m, l'expéditeur calcule : c = m + 2 r + 2 Z où :

· r est un nombre aléatoire de taille à peu près similaire à celle des r[i]

(la différence pouvant par exemple être d'un bit ou deux) ;

• Z = xfl] eflj + ... + xfkj efkj où les efij sont des bits aléatoires (i.e e[i] = 0 ou 1 de manière aléatoire).

Afin de déchiffrer (via l'algorithme D) un chiffré c, le récepteur calcule : m = (c mod p) mod 2.

La mise en œuvre des opérations ADD et MUL, utilise la technique dite de « bootstrapping » (correspondant à une technique d'inférence statistique), connue de l'homme du métier, et décrite dans le document D2.

2.3. Mise en œuvre du procédé de génération G de clés vDGHV par un microprocesseur communiquant avec un générateur aléatoire matériel. Le procédé de génération de la clé publique vDGHV, dont il a été question précédemment est mis en œuvre sur un dispositif matériel 10 dont l'architecture matérielle est illustrée par la figure 1.

Un microprocesseur 11 est connecté à un moyen d'interface d'entrée et de sortie de données 12, à un générateur aléatoire 13 et à une mémoire 14 dans laquelle le microprocesseur lit les instructions encodant un programme Pg mettant en œuvre le procédé de génération G de clés vDGHV.

Au démarrage, le microprocesseur 1 1 commence à lire le programme Pg dans la mémoire 14. Lors de son exécution sur le microprocesseur 1 1 , le programme Pg génère la clé secrète SK correspondant à un nombre impair p, et la clé publique PK = x[0], ...,x[k] .

Une fois les éléments x[i] obtenus, le programme Pg donne instruction au microprocesseur 1 1 de communiquer les éléments x[0], ...,x[k] via l'interface d'entrée et de sortie de données 12 à destination d'un autre dispositif.

Le procédé de génération G de clés vDGHV, illustré par la figure 2, met en oeuvre les étapes suivantes (dans n'importe quel ordre) :

• Définir r[0]=0 ;

• Générer un nombre aléatoire impair p (correspondant à la clé secrète SK) ;

• Générer k nombres aléatoires r[i] notés r[l ], ...,r[k] ;

· Générer k+1 nombres aléatoires q[i] notés q[0] , ...,q[k] .

Puis, une étape d'obtention est mise en œuvre afin de déterminer les éléments x[i] = q[i] p + r[i] pour i allant de 0 à k définissant la clé publique PK.

2.4. Inconvénients de l'art antérieur.

Le procédé de génération G de clés vDGHV mentionné précédemment présente une faille de sécurité.

En effet, dans la mesure où la clé secrète SK correspondant au nombre p qui est un nombre impair aléatoire, il est tout à fait possible que ce nombre p puisse s'écrire comme un produit de facteurs premiers :

P = p[l] ^all] x xp[L] ^alL] . Ici, les nombres p[i] représentent des nombres premiers et les entiers a[i] représentent des puissances, c'est-à-dire le nombre de fois que chaque p[i] apparaît dans la clé secrète p.

Il est connu de l'homme du métier que des méthodes permettant de décomposer entièrement ou partiellement p en facteurs premiers existent. Par exemple, une première méthode connue sous le nom de factorisation en courbe elliptique de Lenstra permet d'extraire certains facteurs premiers de nombres entiers. Cette première méthode est décrite dans l'article de Lenstra Jr., H. W. "Factoring integers with elliptic curves. " publié dans la revue Annals of Mathematics (2) 126 (1987) pages 649 à 673 et incorporé par référence. Une deuxième méthode connue sous le nom d'algorithme de factorisation par crible sur les corps de nombres généralisé permet aussi d' obtenir une telle décomposition.

En appliquant une telle méthode de factorisation à la clé publique xfOJ = p x qfOJ = qfOJ x p[l] ^a[1] x ... x p[L] ^a[L] , un éventuel attaquant pourrait découvrir au moins un facteur p/JJ entrant dans la composition de p.

L'attaquant peut ensuite calculer la quantité t=x[l] mod p[j]. En effet, t = xflj modp/JJ = rflj modp/JJ.

A partir de là, deux cas de figure peuvent se présenter :

1. Si pfjj > rflj, alors t = r[l ], et la clé secrète peut être déterminée directement en calculant p = PGCD(x[0],x[l]-t).

2. Si pfjj < rflj, alors l'attaquant détermine la valeur t= rflj mod pfjj, ce qui lui permet de rechercher exhaustivement la valeur de rflj plus rapidement. Dans ce cas, l'attaquant tentera de calculer la quantité PGCD(x[0],x[l]-t-pfj]xi) pour différentes valeurs de i jusqu'à ce que pour une certaine valeur de i l'opération PGCD(x[0],x[l]-t-pfj]xi) révèle la clé secrète SK correspondant au nombre impair aléatoire p.

Ainsi, il n'était pas évident pour l'homme du métier de détecter et de formuler ce problème de sécurité inhérent à l'utilisation du procédé de génération G de clés vDGHV. L'invention est donc au moins en partie une invention de problème, correspondant à la détection de cette faille de sécurité.

3. Objectifs de l'invention

L'invention a pour objectif général de pallier à au moins certains inconvénients de la technique connue de vDGHV.

Plus précisément, un premier objectif de l'invention est de fournir une technique permettant de générer des clés secrètes et publiques résistantes pour la méthode d'APHCP de vDGHV décrite précédemment.

Un autre objectif d'au moins un mode de réalisation de l'invention est de fournir une technique permettant d'augmenter le niveau de sécurité des clés utilisées pour le chiffrement et le déchiffrement.

4. Exposé de l'invention

Il est proposé un procédé de génération de clés secrètes et publiques vDGHV à sécurité renforcée, mis en œuvre dans un dispositif comprenant au moins un microprocesseur et une mémoire, caractérisé en ce qu'il comprend une étape de génération d'une clé secrète SK correspondant à la génération d'un nombre aléatoire p difficile ou impossible à factoriser.

Un tel procédé assure, selon un premier mode de réalisation, la génération de clés renforcée à l ' aide de l ' algorithme de chiffrement pleinement homomorphique à clé publique publié dans le document D2, modifié de sorte à comporter les étapes suivantes :

(a) Définir r[0]=0 ;

(b) Générer un nombre premier aléatoire p, qui est par définition impossible à factoriser ;

(c) Générer k nombres aléatoires r[i] notés r[l], ...,r[k] ;

(d) Générer k+1 nombres aléatoires q[i] notés q[0] , ...,q[k] ;

(e) Former les éléments de la clé publique x[i] = q[i] p + r[i] pour i allant de 0 à k ;

(f) Retourner la clé publique {x[0J, ...,x[k]} et la clé secrète p. Ainsi, ce procédé permet un accroissement de sécurité du fait de l'impossibilité calculatoire accrue pour retrouver la valeur de p.

Dans une variante, il est proposé un procédé de génération de clés renforcée pour l'algorithme de chiffrement pleinement homomorphique à clé publique publié dans le document D2, modifié de sorte à comporter les étapes suivantes :

(a) Définir r[0]=0 ;

(b) Générer un nombre aléatoire p difficile à factoriser ;

(c) Générer k nombres aléatoires rfi] notés r[l ^' ], ..., r[k] ;

(d) Générer k+1 nombres aléatoires q[i] notés q[0] , ...,q[k] ;

(e) Former les éléments de la clé publique x[i] = q[i] p + r[i] pour i allant de 0 à k ;

(f) Retourner la clé publique {x[0J, ...,x[k]} et la clé secrète p.

Un nombre aléatoire p difficile à factoriser est un nombre dont la taille et la composition est choisie de sorte que l'opération de factorisation (qui a une complexité exponentielle en termes de temps de calculs et de ressources mémoire) soit irréalisable par un attaquant.

Dans un autre mode de réalisation, il est proposé un dispositif de calcul comportant un microprocesseur connecté à un moyen d'interface d'entrée et de sortie de données, à un générateur aléatoire et à une mémoire de laquelle ledit microprocesseur lit les instructions encodant un programme inventif de génération de clés fonctionnant selon l'un quelconque des procédés décrits précédemment.

5. Liste des figures

Le dispositif matériel de génération de clés du procédé vDGHV de l'art antérieur est décrit dans la figure 1.

Les étapes principales du procédé de génération G de clés vDGHV sont décrites dans la figure 2.

La figure 3 présente des étapes d'un procédé de génération G ' de clés, selon un mode de réalisation de l'invention. 6. Description de l'invention

La génération inventive des éléments x[i] de la clé publique PK à sécurité renforcée pour un algorithme de type vDGHV sur une architecture matérielle est effectuée de la manière suivante.

L'architecture matérielle du dispositif selon l'invention (non représenté) reprend les éléments de l'architecture matérielle du dispositif 10 de l'art antérieur décrit dans la figure 1 , à savoir un microprocesseur 1 1 connecté à un moyen d'interface d'entrée et de sortie de données 12, à un générateur aléatoire 13 et à une mémoire 14 de laquelle le microprocesseur 1 1 lit les instructions encodant mettant en œuvre le procédé de génération G ' de clés selon un mode de réalisation de l'invention.

Le procédé de génération G ' de clés diffère du procédé de génération G de clés décrit précédemment par l'étape de génération de la clé secrète.

Au démarrage, le microprocesseur 1 1 génère la clé secrète p selon un mode de réalisation de l'invention, et les éléments correspondants x[0], ...,x[k] de la clé publique.

Une fois les éléments x[i] générés, le dispositif selon l'invention transmet les éléments x[0], ...,x[k] à destination d'un autre dispositif via l'interface d'entrée et de sortie de données 12.

La figure 3 présente des étapes d'un procédé de génération G ' de clés, selon un mode de réalisation de l'invention :

• Définir r[0]=0 ;

• Générer un nombre aléatoire p difficile ou impossible à factoriser ;

• Générer k nombres aléatoires r[i] notés r[l ], ...,r[k] ;

· Générer k+1 nombres aléatoires q [i] notés q [0] , ...,q[k] .

Remarquons que ces étapes peuvent être réalisées dans n'importe quel ordre.

Puis, une étape d'obtention est mise en œuvre afin de déterminer les éléments x[i] = q[i] p + r[i] pour i allant de 0 à k définissant la clé publique PK. Selon un premier mode de réalisation, la clé secrète SK correspondant au nombre p est un nombre premier secret. Le mode de génération de tels nombres premiers secrets p est connu de l'homme du métier et est, par exemple utilisé afin de générer des clés secrètes pour l'algorithme RSA.

Selon un second mode de réalisation, la clé secrète SK correspondant au nombre p est un produit de nombres premiers qui est tel que le produit est difficile à factoriser. Le mode de génération de tels nombres p est connu de l'homme du métier et est, par exemple utilisé afin de générer des clés publiques pour l'algorithme RSA.

Dans les deux cas, les tailles des paramètres p, qfij et rfij suivent les mêmes recommandations que celles décrites dans le document D2.

Par ailleurs, l'une quelconque des variantes du procédé selon l'invention, décrites précédemment, peut également être implémentée sous forme de matériel dans un composant programmable de type FPGA (« Field Programmable Gâte Array » en anglais) ou de type ASIC (« Application-Specifîc Integrated Circuit » en anglais).