Brevet FR2828780A1 — publié le 20030221

PROCEDE DE REALISATION D'UNE UNITE CRYPTOGRAPHIQUE POUR UN SYSTEME DE CRYPTOGRAPHIE ASYMETRIQUE UTILISANT UNE FONCTION LOGARITHME DISCRET La présente invention relève du domaine technique de la cryptographie, et plus précisément de la cryptographie asymétrique à clé publique. Dans ce type de cryptographie, chaque utilisateur détient une paire de clés pour un usage donné, constituée d'une clé secrète et d'une clé publique associée. Par exemple, s'il s'agit d'une paire de clés dédiée à la confidentialité, alors la clé publique est utilisée pour chiffrer les données, tandis que la clé secrète est utilisée pour les déchiffrer, c'est-à-dire pour rétablir ces données en clair. S'il s'agit d'une paire de clés dédiée à l'authenticité des données, alors la clé secrète est utilisée pour signer numériquement les données, tandis que la clé publique est utilisée pour vérifier la signature numérique. D'autres usages (authentification d'entité, échange de clés etc. ) sont possibles. La cryptographie à clé publique est d'une grande utilité dans la mesure où, contrairement à la cryptographie à clé secrète, elle n'exige pas que les interlocuteurs partagent un même secret afin d'établir une communication sécurisée. Cependant, cet avantage en termes de sécurité s'accompagne d'un désavantage en termes de performance, car les procédés de cryptographie à clé publique (appelés encore schémas à clé publique ) sont, à ressources égales, souvent cent ou mille fois plus lents que les procédés de cryptographie à clé secrète (appelés encore schémas à clé secrète ). Il en résulte, pour obtenir des temps de calcul raisonnables, que le coût des circuits mettant en oeuvre ces algorithmes est souvent très élevé. C'est particulièrement vrai du schéma de chiffrement et de signature numérique dit RSA (voir R. L. Rivest, A. Shamir et L. M. Adleman, A Method for Obtaining Digital Signatures and Public-Key Cryptosystems , Communications of the ACM, Vol. 21, nO 2, pp. 120-126, février 1978). Ce schéma repose sur la difficulté du problème de la factorisation des entiers : étant donné un grand entier (typiquement plus de 1000 bits dans sa représentation en base 2) égal au produit de deux ou plusieurs facteurs premiers de tailles comparables, il n'existe pas de méthode efficace pour retrouver ces facteurs premiers. Les calculs effectués dans ce schéma portent donc sur des nombres très grands. Ils ne peuvent être effectués en moins d'une seconde sur une carte à puce que si cette dernière est dotée d'un co-processeur cryptographique spécialisé, qui en augmente considérablement le coût. De plus, comme l'efficacité des méthodes de factorisation s'accroît assez rapidement avec le temps, les longueurs de clés doivent être souvent révisées à la hausse, au détriment des performances. La question de réduire le coût des puces mettant en oeuvre des schémas à clé publique se pose donc. Il y a principalement deux approches pour aborder cette question. La première consiste à spécifier de nouveaux schémas cryptographiques, de préférence (mais pas nécessairement) basés sur des problèmes autres que la factorisation, qui permettent d'accélérer de façon significative les temps de calcul. Cette voie est très explorée, et a donné lieu à de nombreux résultats. Cependant, dans la très grande majorité des cas, ou bien l'amélioration par rapport au RSA n'est pas assez significative pour en envisager le remplacement, ou bien la sécurité n'est pas suffisamment bien établie. La seconde approche consiste à fabriquer des puces en telle quantité que leur coût diminue dans de grandes proportions. C'est peut-être ce qui se produira avec le RSA si les organismes bancaires internationaux confirment le choix de ce schéma pour les futures cartes bancaires à puce. Cependant, le coût d'une puce RSA est à l'origine tellement élevé qu'il restera toujours substantiel, quel que soit le nombre de puces fabriquées. Beaucoup de schémas cryptographiques à clé publique ont en commun d'utiliser comme opérations de base des opérations sur des entiers, telles que des multiplications modulaires (ab (modulo n)), des divisions modulaires (a/b (modulo n)), ou encore des exponentiations modulaires (ab (modulo n)), où a, b et n sont des entiers. Cependant, ces opérations ne sont jamais exactement les mêmes. En conséquence, chaque fois que le schéma cryptographique est modifié il faut changer le programme ou le circuit du dispositif de sécurité qui effectue les calculs cryptographiques. La présente invention a pour but de diminuer le coût des unités cryptographiques à clés publiques en combinant les deux approches ci-dessus. L'invention propose ainsi un procédé de réalisation d'une unité cryptographique associée à une clé secrète entière s dans un système de cryptographie asymétrique, dans lequel on équipe l'unité cryptographique d'un composant réalisé indépendamment du système de cryptographie et adapté pour délivrer un entier y par une combinaison entre plusieurs opérandes entiers incluant un nombre aléatoire r, la clé secrète s et au moins un opérande supplémentaire (a, b). Après avoir sélectionné le système de cryptographie, en associant à la clé secrète s une clé publique composée de deux éléments g, v d'un ensemble G muni d'une opération de multiplication tels que v = gS, on équipe l'unité cryptographique d'un générateur de jeux de données cryptographiques comprenant chacun un nombre aléatoire r soumis comme opérande audit composant et une valeur x dépendant de l'élément gr de l'ensemble G, délivrée par l'unité en association avec l'entier y. Le composant, qui peut consister en une ou plusieurs portions de circuit ou en un ou plusieurs modules logiciels, applique une composante cryptographique de base très rapide à exécuter, qui peut avantageusement être commune à un nombre élevé de schémas cryptographiques différents : schémas d'authentification, de signature, d'échange de clés etc., utilisant des objets mathématiques divers (ensembles G et opérations de multiplication permettant de définir une variété de fonctions logarithme discret). Le fait que ce composant soit commun à un nombre élevé de schémas permet d'amortir mieux les coûts de développement et de fabrication industriels. On peut avantagement produire en très grande quantité des unités génériques (par exemple des cartes à puce) munies du composant, sachant que ces unités seront adaptées à tous les schémas de la famille considérée et qu'elles permettront le plus souvent d'atteindre les performances exigées par telle ou telle application. Le procédé donne lieu à des unités cryptographiques pouvant appliquer toute une famille de schémas fondés sur le problème du logarithme discret généralisé. Ce problème peut être énoncé dans sa généralité de la façon suivante : soit G un ensemble muni d'une opération de multiplication (c'est-à-dire d'une fonction qui, à deux éléments a et b, associe un élément noté a. b , ou simplement ab , appelé produit de a et b), g un élément de G, u un (grand) entier et w l'entier défini par : w = gU (c'est-à-dire le produit gg... g avec u occurrences de g) ; alors il est impossible en pratique de retrouver u à partir de g et w. Le brevet européen 0 666 664 décrit un exemple de schéma de signature électronique de ce type, où G est l'ensemble des entiers aux moins égaux à 0 et plus petits que n, et l'opération de multiplication est le produit usuel entre entiers, modulo n. Avec le procédé selon l'invention, s'il advient que, pour un ensemble G donné et une certaine opération de multiplication, on découvre des algorithmes de calcul de logarithme discret beaucoup plus efficaces que ceux précédemment connus, alors il suffit de changer l'ensemble dans lequel les calculs sont effectués et/ou l'opération de multiplication pour retrouver le niveau de sécurité voulu. Le problème du logarithme discret peut être a priori énoncé dans tout ensemble muni d'une opération. Cependant, afin que le calcul d'une exponentielle puisse être effectué en un temps court et fournir un résultat de petit taille, certaines propriétés sont requises, de sorte qu'actuellement les ensembles les plus appropriés sont des groupes. Entre autres propriétés, un groupe contient toujours un élément neutre, c'est-à-dire un élément noté E (ou simplement 1) tel que les produits s. a et a. E sont tous deux égaux à a, et ce pour n'importe quel élément a. De plus, tout élément a possède dans le groupe un inverse noté a-1, c'est-à-dire un élément tel que les produits a-1. a et a. a-1 soient tous deux égaux à E. Des exemples typiques de groupes utilisés en cryptographie sont les anneaux ou corps d'entiers et les courbes elliptiques. On peut ainsi définir un composant cryptographique qui ne dépende en aucune manière du groupe considéré ou plus généralement de l'ensemble G considéré. Cela implique en premier lieu que ce composant n'agisse pas sur des éléments de l'ensemble lui-même. Cela implique également qu'il ne dépende pas de caractéristiques du groupe ni de l'élément g considéré, en particulier de l'ordre de g dans G, c'est-à-dire du plus petit entier non nul q (s'il existe) vérifiant gq = E. Dans une réalisation préférée de l'invention, la combinaison opérée par le composant est uniquement constituée d'un petit nombre d'additions, de soustractions et de multiplications entre des entiers, dont aucun n'a de lien avec les caractéristiques de G et de g. En particulier, cette combinaison peut être de la forme y = ar + bs, où a et b sont deux opérandes entiers supplémentaires. Un simplification consiste encore à prendre a = 1. Un avantage de ce choix d'un tel composant est sa rapidité : s'il n'y a que peu de multiplications à effectuer (une ou deux), le composant sera de grande rapidité (quelques millisecondes) et pourra être incorporé dans tout environnement, notamment dans une carte à microprocesseur à bas coût. On pourra constituer le générateur de jeux de données cryptographiques en associant un générateur de nombres aléatoires à un module de calcul d'exponentielles sur l'ensemble G. Mais dans la réalisation préférée du procédé, le générateur de jeux de données cryptographiques comporte une mémoire programmable pour recevoir des couples {r, x} ou {r, gaz calculés à l'avance. De cette façon, l'unité cryptographique peut être réalisée dans son intégralité de façon indépendante de l'ensemble G et de l'opération de multiplication retenus. Il ne reste plus qu'à écrire la clé secrète s et un certain nombre de couples {r, x} ou {r, gaz calculés à l'avance dans la mémoire programmable. En fonctionnement, le composant commun réalisera le seul calcul requis au niveau de l'unité cryptographique. Le fait que l'unité puisse ainsi être utilisée de manière autonome permet d'améliorer encore l'amortissement des coûts de développement et de fabrication puisque le même circuit (et non plus seulement la même partie de circuit) pourra être utilisé dans diverses applications visées. De plus, le fait que le composant soit d'exécution très rapide permet de l'implanter dans des circuits à très bas coût, et donc, en mode autonome, dans des unités très peu chères telles que des cartes à microprocesseurs standards, avec ou sans contacts. Un avantage supplémentaire de cette autonomie est la possibilité de pouvoir changer le schéma cryptographique, par exemple parce que ce dernier serait cassé (c'est-à-dire que des attaques auraient été trouvées qui réduiraient considérablement le niveau de sécurité qu'il fournit), sans avoir à développer et fabriquer un autre circuit, avec les gains en productivité qui en résultent. Si, de surcroît, l'unité utilise une valeur x dont la longueur n'est pas destinée à varier avec le temps (par exemple parce que son calcul à partir de gr fait intervenir une fonction de hachage prédéfinie), alors on peut aussi, tout en conservant le même schéma, changer les longueurs des autres clés utilisées sans avoir à développer et fabriquer un autre circuit. De plus, dans ces deux dernières situations, non seulement il n'y pas lieu de développer et fabriquer un autre circuit, mais, si ce dernier est conçu de manière adéquate, il n'y a même pas lieu de changer les dispositifs de sécurité (par exemple les cartes à puce) qui les contiennent, même après que ces dispositifs ont été déployés. Cet avantage est très important car le fait de changer le circuit ou le programme d'un circuit dans un dispositif de sécurité déjà en circulation (ou encore le dispositif de sécurité lui-même) est toujours une opération très coûteuse. L'invention peut être avantageusement utilisée par les fabricants de semi-conducteurs produisant des puces sécurisées, les industriels fabriquant des dispositifs de sécurité à partir de ces puces, tels que des encarteurs (cartes à puce avec ou sans contacts), et les organismes (banques, opérateurs de télécommunications, transporteurs, etc. ) déployant de tels dispositifs, pour lesquels le remplacement des unités cryptographiques induit un coût élevé de développement, de fabrication, de gestion ou de maintenance. En résumé, l'invention donne lieu à une famille de schémas de cryptographie à clé publique utilisant le problème du logarithme discret, dans laquelle l'une des entités effectue un calcul constitué au plus d'un petit nombre d'additions, de soustractions et de multiplications d'entiers, ce calcul étant commun à tous les schémas de la famille. Ce calcul représente de préférence l'essentiel des calculs à effectuer par cette entité, car l'essentiel des autres calculs peut être effectué à l'avance. D'autres particularités et avantages de la présente invention apparaîtront dans la description ci-après d'exemples de réalisation non limitatifs, en référence aux dessins annexés, dans lesquels les figures 1 à 4 sont des schémas synoptiques d'unités cryptographiques réalisées conformément à l'invention. On considère ci-après une famille de protocoles d'authentification d'entité, avec extensions à l'authentification de messages et à la signature numérique de messages, et de protocoles d'échange de clés mettant tous en oeuvre un composant commun. L'authenticité d'une clé publique d'une entité A utilisée par une autre entité B est supposée avoir été préalablement vérifiée par cette entité B. Soit G un ensemble muni d'une opération de multiplication et g un élément de G. La clé secrète de l'entité A est un entier s. Il est à noter que la taille de cet entier s (nombre de bits de sa décomposition en base 2) est indépendante de G et de g. La clé publique associée à s pour l'entité A est le couple {g, v}, où v = gs. Dans un exemple de réalisation de l'invention, l'authentification de l'entité A par l'entité B se déroule comme suit : 1. A choisit au hasard un entier r, calcule x = gr et envoie x à B ; 2. B choisit au hasard deux opérandes entiers a et b et les envoie à A ; 3. A calcule y = ar + bs et envoie y à B. 4. B vérifie que gY = xavb. Beaucoup de variantes de ce protocole de base sont possibles, ainsi que son adaptation à l'authentification de message et à la signature numérique de message : - on peut fixer par avance a ou b à une valeur non nulle (par exemple a = 1), auquel cas cet opérande n'a pas besoin d'être transmis et la combinaison y = ar + bs ne comporte plus qu'une multiplication ; - on peut remplacer y = ar + bs par y = ar-bs et l'équation de vérification par : gyvb = xa ; - on peut remplacer y = ar + bs par y = bs-ar et l'équation de vérification par : gyxa = vb ; - on peut remplacer y = ar + bs par y =-ar-bs et l'équation de vérification par : gyxavb = 1 ; - si G est un groupe, on peut inverser le signe de la clé secrète s, c'est-à- dire prendre v=g-s= (gS)- auquel cas l'équation de vérification devient : gyvb = xa ; ce choix peut bien sûr être combiné avec l'une quelconque des variations précédentes ; - dans chaque cas où l'équation de vérification est de la forme gyvb = x, ce qui suppose a = 1, on peut remplacer x = gr par x = f (gr), où f est une fonction, par exemple égale à (ou incluant) une fonction de hachage cryptographique ; l'équation de vérification devient alors : f (gyvb) = x ; - dans chaque cas encore où l'équation de vérification est de la forme gyvb = x, ce qui suppose a = 1, si M est un message à certifier par A, on peut remplacer x = gr par x = f (gr, M), où f est une fonction, par exemple égale à (ou incluant) une fonction de hachage cryptographique ; l'équation de vérification devient alors : f (gyvb, M) = x ; le protocole obtenu est un protocole d'authentification de message ; - dans chaque cas encore où l'équation de vérification est de la forme gyvb = x, ce qui suppose a = 1, si M est un message à certifier par A, on peut remplacer x = gr par x = f (gr, M), où f est une fonction, par exemple égale à (ou incluant) une fonction de hachage cryptographique, puis calculer b = h (x) où h est une fonction sans propriétés cryptographiques particulières, par exemple l'identité ; dans ce cas l'étape 2 ne fait plus intervenir l'entité A ; l'équation de vérification devient : f (gyvh (X) M) = x ; le protocole obtenu est un protocole de signature numérique de message (dans le cas particulier où G est l'ensemble des entiers non négatifs inférieurs à n et où l'opération est la multiplication modulo n, on retrouve alors le schéma de signature électronique décrit dans le brevet européen 0 666 664). On constate qu'à l'étape 3, l'entité A a uniquement une addition et une ou deux multiplications d'entiers à effectuer. On constate également que cette combinaison est indépendante de l'ensemble G choisi. On constate enfin que l'autre calcul (x = gr ou f (gr)) que doit effectuer A peut l'être à l'avance. Il est donc possible de calculer un certain nombre de valeurs de gr (auxquelles on applique une fonction f ou non) à l'avance, puis de les stocker dans une mémoire programmable en association avec les nombres aléatoires r correspondants. Avec les mêmes paramètres, auxquels on ajoute une clé privée s'et une clé publique associée g', v'pour l'entité B, obtenue selon les mêmes règles que pour l'entité A avec g'= g : v'= gs', un protocole d'échange de clés peut être défini comme suit : 1. A choisit au hasard un entier r, calcule x = gr et envoie x à B ; A calcule la clé commune K = v'r (= gs'r), 2. B choisit au hasard deux opérandes entiers a et b et les envoie à A ; 3. A calcule y = ar + bs et envoie y à B. 4. B vérifie que gY xavb. B calcule la clé commune : K = xS' (= grs) Ce protocole permet d'une part d'échanger une clé selon le schéma de Diffie-Hellman, d'autre part d'authentifier de part et d'autre la clé échangée. La clé commune K pourrait aussi être calculée comme une fonction prédéterminée de v'r. On constate de nouveau qu'à l'étape 3, l'entité A a uniquement une addition et une ou deux multiplications d'entiers à effectuer. On constate également que cette combinaison est indépendante de l'ensemble G choisi. On constate enfin que les autres calculs que doit effectuer l'entité A peuvent l'être à l'avance. Il est donc possible de calculer un certain nombre de valeurs de x et de K à l'avance, puis de les stocker dans une mémoire programmable. Ainsi en développant un programme ou un circuit mettant en oeuvre la seule fonction y = ar + bs (ou l'une des variantes mentionnées plus haut), on obtient une brique logicielle ou matérielle de base susceptible d'être utilisée dans des schémas cryptographiques différents, remplissant des rôles différents tels que l'authentification, l'échange de clé etc. Un schéma remplissant un rôle donné peut même être modifié pendant la durée de vie du dispositif de sécurité incluant ce programme ou ce circuit. Par exemple, il est possible de remplacer le schéma d'authentification par un autre, ou de conserver le même mais en modifiant l'ensemble ou le groupe G dans lequel les calculs sont effectués. En effet, ces modifications n'ont d'impact que sur les valeurs calculées à l'avance, mais pas sur le composant en lui-même. La figure 1 montre schématiquement un exemple d'unité cryptographique A réalisée suivant l'invention. Cette unité consiste en une puce ayant une région 10 à laquelle l'accès est protégé par des techniques bien connues de l'homme du métier. La région protégée 10 comporte la mémoire programmable 11 destinée à recevoir d'une part la clé secrète s de l'unité A (zone 12), et d'autre part des couples {r, g*) déterminés indépendamment de s une fois que l'ensemble G et son opération de multiplication auront été définis (zone 13). La région protégée 10 comporte en outre le composant 15 servant à calculer l'entier y = ar + bs en fonction d'un entier aléatoire r reçu de la zone de mémoire 12, de la clé secrète s reçue de la zone de mémoire 13 et des deux opérandes supplémentaires a, b soumis par un module de contrôle 16. En réponse à une requête d'authentification issue d'une entité distante B, le module de contrôle 16 commande la zone de mémoire 13 pour qu'elle délivre un entier r adressé au composant 15 ainsi que l'élément associé gr de l'ensemble G, qui pourra constituer la valeur x transmise à l'entité B. Le module de contrôle 16 présente en outre au composant 15 les opérandes supplémentaires a, b reçus de l'entité B, puis communique à l'entité B l'entier y retourné par le composant. L'entité B, qui connaît la clé publique g, v, pourra alors authentifier A à l'aide de l'équation de vérification gy = xavb. Dans la variante de la figure 2, l'unité A assure l'authentification de messages M. La région protégée 10 et le module de contrôle 16 sont essentiellement les mêmes que dans l'exemple de la figure 1, en fixant a = 1. La zone protégée 10 est complétée par un module de hachage 18 qui applique une fonction de hachage cryptographique prédéterminée f. Les arguments de cette fonction f sont l'élément gr issu de la zone de mémoire 13 et le message à certifier M fourni par le module de contrôle 16. Le résultat x est adressé au module de contrôle 16 qui le communique à l'entité B. Le module de hachage 18 pourrait aussi être présent dans la réalisation selon la figure 1, sans l'argument M (ou avec une valeur par défaut de cet argument), afin de produire une valeur de clé x ayant une taille spécifiée indépendamment de l'ensemble G. On voit donc que le même circuit convient pour les deux applications. Il en est de même pour l'unité selon la figure 3, qui assure la signature de messages M, c'est-à-dire indépendamment des entités qui examineront éventuellement cette signature. Si le résultat x délivré par le module de hachage 18 se présente comme un entier, on peut le fournir au composant 15 en tant qu'opérande b. Il est aussi possible de lui appliquer préalablement une fonction h, comme indiqué précédemment. Dans la réalisation selon la figure 4, la zone de mémoire 13 associe en outre à chaque nombre aléatoire r une clé de session secrète K déterminée en fonction de la clé publique g, v'de l'entité B (qui doit donc être connue d'avance) : K = v'r. Cette clé de session K est adressée à une unité 20 de cryptographie à clé secrète fonctionnant de façon classique selon un algorithme de cryptographie symétrique, de façon à être utilisable dans une communication avec l'entité B. Celle-ci s'assure de l'intégrité de la clé secrète K à l'aide de l'équation de vérification gY = xavb ou de l'une de ses variantes décrites précédemment. REVENDICATIONS 1. Procédé de réalisation d'une unité cryptographique associée à une clé secrète entière s dans un système de cryptographie asymétrique, caractérisé en ce qu'on équipe l'unité cryptographique d'un composant (15) réalisé indépendamment du système de cryptographie et adapté pour délivrer un entier y par une combinaison entre plusieurs opérandes entiers incluant un nombre aléatoire r, la clé secrète s et au moins un opérande supplémentaire (a, b), et en ce qu'après avoir sélectionné le système de cryptographie en associant à la clé secrète s une clé publique composée de deux éléments g, v d'un ensemble G muni d'une opération de multiplication tels que v = gs ou v=g-s, on équipe l'unité cryptographique d'un générateur (13) de jeux de données cryptographiques comprenant chacun un nombre aléatoire r soumis comme opérande audit composant et une valeur x dépendant de l'élément gr de l'ensemble G, délivrée par l'unité en association avec l'entier y. 2. Procédé selon la revendication 1, dans lequel le générateur de jeux de données cryptographiques comporte une mémoire programmable (13) pour recevoir des couples {r, x} ou {r, g calculés à l'avance. 3. Procédé selon l'une quelconque des revendications précédentes, dans lequel la combinaison effectuée par ledit composant (15) est de la forme y = ar + bs, où a et b sont deux opérandes supplémentaires. 4. Procédé selon la revendication 3, dans lequel les opérandes supplémentaires a et b sont reçus d'une unité de vérification à laquelle sont envoyés la valeur x et l'entier y. 5. Procédé selon la revendication 3, dans lequel a = 1. 6. Procédé selon la revendication 5, dans lequel l'ensemble G muni de l'opération de multiplication possède une structure de groupe. 7. Procédé selon la revendication 6, dans lequel on agence ledit composant (15) de façon que l'opérande supplémentaire b soit reçu d'une unité de vérification à laquelle sont envoyés la valeur x et l'entier y, et dans lequel l'obtention de la valeur x en fonction de l'élément gr comporte l'application d'une fonction de hachage. 8. Procédé selon la revendication 6 ou 7 pour la réalisation d'une unité cryptographique mettant en oeuvre un protocole d'authentification de message, dans lequel on agence ledit composant (15) de façon que l'opérande supplémentaire b soit reçu d'une unité de vérification à laquelle sont envoyés la valeur x et l'entier y, et dans lequel la valeur x est une fonction de l'élément gr et du contenu d'un message (M) à certifier par un dispositif incorporant l'unité cryptographique. 9. Procédé selon l'une quelconque des revendications 6 à 8 pour la réalisation d'une unité cryptographique mettant en oeuvre un protocole de signature numérique de message, dans lequel l'opérande supplémentaire b est calculé en fonction de la valeur x, et dans lequel la valeur x est une fonction de l'élément gr et du contenu d'un message (M) à certifier par un dispositif incorporant l'unité cryptographique. 10. Procédé selon l'une quelconque des revendications précédentes pour la réalisation d'une unité cryptographique mettant en oeuvre un protocole d'échange de clés, dans lequel on équipe l'unité cryptographique de moyens de communication avec une autre unité cryptographique à laquelle sont envoyés la valeur x et l'entier y, ladite autre unité cryptographique étant associée à une autre clé secrète entière s', dans lequel la sélection du système de cryptographie comporte l'association à la clé secrète s'd'une clé publique composée de l'élément g et d'un autre élément v'de l'ensemble G tel que v'= gS', dans lequel chaque jeu de données cryptographiques produit par ledit générateur (13) comprend, outre le nombre aléatoire r et ladite valeur x, une clé commune K dépendant de l'élément v'r de l'ensemble G, qui n'est pas transmise à ladite autre unité cryptographique. 11. Procédé selon la revendication 10, dans lequel le générateur de jeux de données cryptographiques comporte une mémoire programmable (13) pour recevoir des triplets {r, x, K} ou {r, gr, v' calculés à l'avance.