Brevet FR2797126A1 — publié le 20010202

PROCEDE D'AMELIORATION DE PERFORMANCE DE L'OPERATION DE MULTIPLICATION SUR UN CORPS FINI DE CARACTERISTIQUE 2 La présente invention concerne un procédé d'amélioration de performance de l'opération de multiplication dans un corps fini de caractéristique deux (corps fini de la forme GF(2^n), n étant un entier). Cette opération est fréquemment utilisée dans le cadre de la cryptographie à base de courbe elliptique. Elle est particulièrement destinée à être mise en oeuvre dans des dispositifs électroniques du type carte à puce, PCMCIA, badges, cartes sans contact ou tout autre appareil portable Dans le modèle classique de la cryptographie à clef secrète, deux personnes désirant communiquer par l'intermédiaire d'un canal non sécurisé doivent au préalable se mettre d'accord sur une clé secrète de chiffrement K. La fonction de chiffrement et la fonction de déchiffrement utilisent la même clef K. L'inconvénient du système de chiffrement à clé secrète est que ledit système requiert la communication préalable de la clé K entre les deux personnes par l'intermédiaire d'un canal sécurisé, avant qu'un quelconque message chiffré ne soit envoyé à travers le canal non sécurisé. Dans la pratique, il est généralement difficile de trouver un canal de communication parfaitement sécurisé, surtout si la distance séparant les deux personnes est importante. On entend par canal sécurisé un canal pour lequel il est impossible de connaître ou de modifier les informations qui transitent par ledit canal. Un tel canal sécurisé peut être réalisé par un câble reliant deux terminaux, possédés par les deux dites personnes. Le concept de cryptographie à clef publique fut inventé par Whitfield DIFFIE et Martin HELLMAN en 1976. La cryptographie à clef publique permet de résoudre le problème de la distribution des clefs à travers un canal non sécurisé. Le principe de la cryptographie à clef publique consiste à utiliser une paire de clefs, une clef publique de chiffrement et une clef privée de déchiffrement. Il doit être calculatoirement infaisable de trouver la clef privée de déchiffrement à partir de la clef publique de chiffrement. Une personne A désirant communiquer une information à une personne B utilise la clef publique de chiffrement de la personne B. Seule la personne B possède la clef privée associée à sa clef publique. Seule la personne B est donc capable de déchiffrer le message qui lui est adressé. Un autre avantage de la cryptographie à clé publique sur la cryptographie à clé secrète est que la cryptographie à clef publique permet l'authentification par l'utilisation de signature électronique. La première réalisation de schéma de chiffrement à clef publique fut mis au point en 1977 par Rivest, Shamir et Adleman, qui ont inventé le système de chiffrement RSA. La sécurité de RSA repose sur la difficulté de factoriser un grand nombre qui est le produit de deux nombres premiers. Depuis, de nombreux systèmes de chiffrement à clef publique ont été proposés, dont la sécurité repose sur différents problèmes calculatoires: (cette liste n'est pas exhaustive). - Sac à dos de Merckle-Hellman: Ce système de chiffrement est basé sur la difficulté du problème de la somme de sous- ensembles. - McEliece: Ce système de chiffrement est basé sur la théorie des codes algébriques. Il est basé sur le problème du décodage de codes linéaires. - ElGamal: Ce système de chiffrement est basé sur la difficulté du logarithme discret dans un corps fini. - Courbes elliptiques: Le système de chiffrement à courbe elliptique constitue une modification de systèmes cryptographiques existant pour les appliquer au domaine des courbes elliptiques. L'utilisation de courbes elliptiques dans des systèmes cryptographiques fut proposé indépendamment par Victor Miller et Neal Koblitz en 1985. Les applications réelles des courbes elliptiques ont été envisagées au début des années 1990. L'avantage de cryptosystèmes à base de courbe elliptique est qu'ils fournissent une sécurité équivalente aux autres cryptosystèmes mais avec des tailles de clef moindres. Ce gain en taille de clé implique une diminution des besoins en mémoire et une réduction des temps de calcul, ce qui rend l'utilisation des courbes elliptiques particulièrement adaptées pour des applications de type carte à puce. Une courbe elliptique sur un corps fini GF(q^n) (q étant un nombre premier et n un entier) est l'ensemble des points (x,y) avec x l'abscisse et y l'ordonnée appartenant à GF(qAn) solution de l'équation: y^A2=xA3+ a*x+b si q est supérieur ou égal à 3 et yA2+x*y=x^3+a*x^2+b si q=2. Il existe deux procédés pour représenter un point d'une courbe elliptique: Premièrement, la représentation en coordonnées affine; dans ce procédé, un point P de la courbe elliptique est représenté par ses coordonnées (x,y). Deuxièmement, la représentation en coordonnées projectives. L'avantage de la représentation en coordonnées projectives est qu'elle permet d'éviter les divisions dans le corps fini, lesdites divisions étant les opérations les plus coûteuses en temps de calcul. La représentation en coordonnés projectives le plus couramment utilisée est celle consistant à représenter un point P de la courbe elliptique par les coordonnées (X,Y,Z), telles que x=X/Z et y=Y/Z 3. Les coordonnées projectives d'un point ne sont pas uniques parce que le triplet (X,Y,Z) et le triplet (Xk^2*X, X^3*Y, k*Z) représentent le même point quelque soit l'élément X appartenant au corps fini sur lequel est défini la courbe elliptique. Les deux classes de courbes les plus utilisées en cryptographie sont les suivantes: 1)Courbes définies sur le corps fini GF(p) (ensemble des entiers modulo p, p étant un nombre premier) ayant pour équation y2=x3+a*x+b, a et b étant 2 éléments du corps fini GF(p). 2)Courbes définies sur le corps fini GF(2n) (ensemble des polynômes de degré inférieur ou égal à n-1 à coefficients 0 ou 1) ayant pour équation y2+x*y=x3+a*x2+b, a et b étant 2 éléments du corps fini GF(2n). Pour chacune de ces deux classes de courbes, on définit les opérations d'addition de point et de doublement de point. L'addition de point consiste en l'opération qui étant donné deux points P et Q calcule la somme R=P+Q, R étant un point de la courbe dont les coordonnées s'expriment à l'aide des coordonnées des points P et Q suivant des formules dont l'expression est donnée dans l'ouvrage " Elliptic curve public key cryptosystem " par Alfred J. Menezes. Le doublement de point est l'opération qui, étant donné un point P, calcule le point R=2*P, R étant un point de la courbe dont les coordonnées s'expriment à l'aide des coordonnées du point P suivant des formules dont l'expression est donnée dans l'ouvrage " Elliptic curve public key cryptosystem " par Alfred J. Menezes. Les opérations sur les coordonnées des points appartenant à la courbe elliptique sont des opérations portant sur des éléments appartenant à un corps fini de type GF(p) ou GF(2n). Les opérations définies sur le corps fini sont les 3 opérations suivantes: opération d'addition, opération de multiplication, opération d'inversion. L'opération de multiplication sur un corps fini du type GF(2^n) est généralement constituée de deux étapes, la première étape consistant en la multiplication des deux polynômes représentant les deux éléments appartenant au corps fini, la deuxième étape consistant en la réduction modulaire du polynôme obtenu. L'opération traditionnelle de multiplication de deux polynômes représentant deux éléments définis sur un corps fini GF(2^n) consiste en les opérations suivantes, l'algorithme prenant en entrée deux éléments a et b appartenant au corps fini GF(2^n), a=a(n-l)*t^(n-l)+...+a(l)*t+a(0) et b=b(n-l)*t^(n-2)+...+b(1)*t+b(0), t étant le coefficient indéterminé du polynôme, les coefficients a(i) et b(i) pour i compris entre 0 et n-1 étant égaux à 0 ou à 1: 1) Initialiser la variable c à 0. 2)Pour i allant de n-1 à 0 faire 2)a) Remplacer c par t*c 2)b) Si a(i) est différent de 0, ajouter le polynôme b au polynôme c. 3)Renvoyer en sortie le polynôme c. L'inconvénient de l'algorithme précédent est qu'il nécessite une opération de rotation du polynôme c lors de l'exécution de l'opération 2) a). Si le polynôme c est représenté sur des registres comprenant w bits, chaque opération de rotation du polynôme nécessite approximativement 2*n/w rotations de registre. Le nombre total de rotations de registre lors de l'exécution de l'algorithme précédant est donc approximativement 2*n*n/w. Le procédé de l'invention consiste en un algorithme amélioré de multiplication de polynômes représentant des éléments appartenant à un corps fini de type GF(2n), ledit procédé permettant une réduction du nombre de rotations de registre au cours de l'exécution de l'algorithme et permettant ainsi d'obtenir un temps d'exécution plus court. Le procédé prend en entrée deux polynômes a et b représentant un élément du corps fini de type GF(2^n), notés a=a(n-l)*t^(n-l)+...+a(1)*t+a(0) et b=b(n- l)*tA(n-2)+...+b(1)*t+b(0), les coefficients a(i) et b(i) pour i compris entre 0 et n-1 étant égaux à 0 ou à 1. Le procédé utilise comme variable de calcul un polynôme c. On note C[j] le registre numéro j de la representation du polynôme c. On note A[j] le registre numéro j de la représentation du polynôme a. On note w le nombre de bits dans un registre et s le nombre de registres nécessaires à la représentation d'un polynôme. Le procédé de multiplication de polynôme amélioré comprend les six étapes suivantes: 1)Initialisation du polynôme c à 0. 2)Pour j allant de w-1 à 0 exécuter les étapes suivantes 2)a) Pour k allant de 1 à s exécuter l'opération 2)b) 2)b) Si b(k*w-1)=l alors exécuter l'opération suivante: Pour i allant de s-l+k-1 à k-1 remplacer le registre C[i] par le résultat de l'opération de ou exclusif entre le registre C[i] et le registre A[i-k+l] 3)Décaler tous les registres représentant le polynôme c d'un bit vers la gauche. 4) Décaler tous les registres représentant le polynôme b d'un bit vers la gauche )Retourner à l'étape 2) 6)Renvoyer en sortie le polynôme c. Le nombre de rotation de polynôme nécessaires pour l'exécution de l'algorithme est donc approximativement égal à 2*n, ce qui représente une accélération par rapport à l'algorithme de multiplication classique. Le procédé de l'invention consiste également en une amélioration du procédé de réduction modulaire utilisé dans le procédé de multiplication de deux éléments appartenant à un corps fini GF(2n). Le procédé généralement utilisé pour réaliser l'opération de réduction modulaire est le suivant. Le procédé prend en entrée un polynôme a noté a=a(2*n-1)*tA(2*n-1)+...+a(1)*t+a(0) de degré inférieur ou égal à 2*n-1 et renvoie en sortie un élément c du corps fini GF(2n) noté c=c(n-l)*t^(n2)+...+c(1)*t+c(0). On note C[j] le registre numéro j de la représentation du polynôme c. On note A[j] le registre numéro j de la représentation du polynôme a. Le polynôme utilisé lors de la réduction modulaire est de la forme tAn+t^k+l, k étant un paramètre entier. On note w la taille des registres en bit et s le nombre de registres. Le procédé est caractérisé par les dix étapes suivantes: 1) Calculer p=n-k modulo w 2) Calculer q=(n-k)/w 3) Initialiser la variable temp à 0 4) Initialiser la variable mask à (-1) rotation de n mod w bits vers la gauche. 5)Pour j allant de 2*s-1 à s faire: )a) Remplacer A[j-q] par A[j-q]+(A[j] >> p), l'opération " p dénotant la rotation de p bits vers la droite. )b) Remplacer A[(j-q)-l] par A[(j-q)- l]+(A[j] )Renvoyer en sortie le polynôme c. Le procédé de réduction modulaire amélioré de l'invention prend en entrée un polynôme a noté a=a(2*n-1)*t^(2*n-1)+...+a(l)*t+a(0) de degré inférieur ou égal à 2*n-1 et renvoie en sortie un élément c du corps fini GF(2n) noté c=c(n- 1)*t^(n-2)+...+c(1)*t+c(0), les coefficients a(i) et c(i) pour i compris entre 0 et 2*n-1 étant égaux à 0 ou à 1. On note C[j] le registre numéro j de la représentation du polynôme c. On note A[j] le registre numéro j de la représentation du polynôme a. Le polynôme utilisé lors de la réduction modulaire est de la forme t^n+tAk+l, k étant un paramètre entier. On note w la taille des registres en bit et s le nombre de registres. Le procédé de réduction modulaire amélioré est caractérisé par les dix huit étapes suivantes: 1) Calculer p=n-k modulo w 2) Calculer q=(n-k)/w 3) Initialiser les variables templ et temp2 à 0 4) Décaler les registres A[2*s-1] à A[2*s-1-s/2] de p bits vers la droite. 5) Décaler la variable templ de un bit vers la droite. 6)Pour j allant de 2*s-1 à 2*s-1-s/2 remplacer A[j-q] par A[j-q] xor A[j] 7)Remplacer A[2*s-1-s/2-q-1] par A[2*s-1-s/2-q- 1] xor templ 8) Décaler les registres A[2*s-1] à A[2*s-1-s/2] de p bits vers la droite. 9) Décaler la variable templ de un bit vers la droite. ) Pour j allant de s-l+s/2 à s remplacer A[j- q] par A[j-q] xor A[j] 11) Remplacer A[s-q-l] par A[s-q-l] xor templ 12) Initialiser mask à (-1) de n mod w bits vers la gauche. 13)Remplacer templ par A[s-l] and mask. 14)Pour i allant de p à 1 faire 14)a) Décaler le polynôme templ de 1 bit vers la droite 14)b) Décaler le polynôme temp2 de 1 bit vers la droite 15) Remplacer A[(s-l)-q] par A[(s-l)-q] xor templ 16)Remplacer A[(s-l)-q-l] par A[(s-l)-q-1] xor temp2 i7)Remplacer C[i] par A[i] pour i allant de 0 à s-l 18)Renvoyer en sortie le polynôme c. Les procédés de multiplication de polynômes et de réduction modulaire décrits précédemment permettent donc d'améliorer l'efficacité du procédé de multiplication de deux éléments dans un corps fini de caractéristique 2. REVENDICATIONS 1-Procédé de multiplication de polynômes amélioré destiné à être implémenté dans un dispositif électronique portable, ledit procédé prenant en entrée deux polynômes a et b représentant un élément d'un corps fini de type GF(2^n), notés a=a(n-1)*t^(n- l)+...+a(l)*t+a(0) et b=b(n-1)*t^(n- 2)+...+b(1)*t+b(0), les coefficients a(i) et b(i) pour i compris entre 0 et n-1 étant égaux à 0 ou à 1, ledit procédé utilisant comme variable de calcul un polynôme c, les registres de la représentation des polynômes c et a étant notés respectivement C[j] et A[j] pour le registre numéro j, le nombre de bits dans chaque registre étant noté w, le nombre de registres nécessaires à la représentation d'un polynôme étant noté s, caractérisé en ce qu'il comprend les six étapes suivantes: 1) Initialisation du polynôme c à 0. 2)Pour j allant de w-1 à 0 exécuter les étapes suivantes 2)a) Pour k allant de 1 à s exécuter l'opération 2)b) 2)b) Si b(k*w-1)=1 alors exécuter la sous étape suivante: Pour i allant de s-l+k-1 à k-1 remplacer le registre C[i] par le résultat de l'opération de ou exclusif entre le registre C[i] et le registre A[i-k+l] 3) Décaler les registres représentant le polynôme c d'un bit vers la gauche 14 2797126 4) Décaler les registres représentant le polynôme b d'un bit vers la gauche )Retourner à l'étape 2) 6)Renvoyer en sortie le polynôme c. 2- Procédé de réduction modulaire amélioré destiné à être implémenté dans un dispositif électronique portable, ledit procédé prenant en entrée un polynôme a noté a=a(2*n-1)*t^(2*n- 1)+...+a(l)*t+a(0) de degré inférieur ou égal à 2*n-1 et renvoyant en sortie un élément c du corps fini GF(2n) noté c=c(n-1)*t^(n- 2)+...+c(1)*t+c(0), les coefficients a(i) et c(i) pour i compris entre 0 et 2*n-1 étant égaux à 0 ou à 1, les registres de la représentation des polynômes c et a étant notés respectivement C[j] et A[j] pour le registre numéro j, le nombre de bits dans chaque registre étant noté w, le nombre de registres nécessaires à la représentation d'un polynôme étant noté s, le polynôme utilisé lors de la réduction modulaire étant de la forme tAn+ tAk+l, k étant un paramètre entier, le nombre de registres nécessaires à la représentation d'un polynôme étant noté s, caractérisé en ce qu'il comprend les dix huit étapes suivantes: 1) Calculer p=n-k modulo w 2) Calculer q=(n-k)/w 3) Initialiser les variables templ et temp2 à 0 4) Décaler les registres A[2*s-1] à A[2*s-1-s/2] de p bits vers la droite. ) Décaler la variable templ de un bit vers la droite. 6) Pour j allant de 2*s-1 à 2*s-1-s/2 remplacer A[j-q] par A[j-q] xor A[j] 7)Remplacer A[2*s-1-s/2-q-1] par A[2*s-1-s/2-q- 1] xor templ 8) Décaler les registres A[2*s-1] à A[2*s-1-s/2] de p bits vers la droite. 9) Décaler la variable templ de un bit vers la droite. ) Pour j allant de s-1+s/2 à s remplacer A[j- q] par A[j-q] xor A[j] 11) Remplacer A[s-q-1] par A[s-q-1] xor templ 12) Initialiser mask à (-1) " (n mod w), l'opération de n mod w bits vers la gauche. 13)Remplacer templ par A[s-1] and mask. 14)Pour i allant de p à 1 faire 14)a) Décaler le polynôme templ de 1 bit vers la droite 14)b) Décaler le polynôme temp2 de 1 bit vers la droite 15) Reinplacer A[(s-1)-q] par A[(s-1)-q] xor templ 16)Reinplacer A[(s-l)-q-l] par A[ (s-1)-q-1] xor t.emp2 17)Remplacer C[i] par A[i] pour i allant de 0 à s-1 18)Renvoyer en sortie le polynôme c. 3 - Procédé de multiplication de deux éléments d'un corps fini de caractéristique 2 (corps fini de la forme GF(2^n)) destiné à être implémenté dans un dispositif électronique portable, caractérisé en ce qu'il utilise l'une quelconque des revendications 1 et 2. 4- Dispositif électronique utilisant le procédé selon l'une quelconque des revendications précédentes caractérisé en ce qu'il est un dispositif portable.