Brevet FR2887351A1 — publié le 20061222

PROTECTION D'UN CALCUL D'EXPONENTIATION MODULAIRE EFFECTUE PAR UN CIRCUIT INTEGRE Domaine de l'invention La présente invention concerne de façon générale les circuits électroniques et, plus particulièrement, la protection de données contenues dans un circuit intégré contre une extraction de ces données suite à une analyse de la consommation du circuit pendant des calculs les manipulant. L'invention concerne plus particulièrement la protection d'algorithmes d'exponentiation modulaire. De tels algorithmes sont utilisés, par exemple, dans des cartes à puces ou des composants sécurisés pour chiffrer, signer ou mettre en commun des données au moyen d'une quantité secrète de la puce (par exemple dans un algorithme de type DSA, RSA ou Diffie-Hellman). Exposé de l'art antérieur La figure 1 représente, de façon très schématique et sous forme de blocs, un exemple d'architecture simplifiée d'un circuit intégré 1, par exemple d'une carte à puce, du type auquel s'applique la présente invention. Le circuit 1 comporte une unité centrale de traitement 11 (CPU) associée à une ou plusieurs mémoires 12 (MEM) parmi lesquelles généralement au moins un élément de stockage non volatil d'une quantité numérique secrète (par exemple, un code confidentiel), et un circuit 13 d'entrée-sortie (I/O) permettant l'échange des données avec l'extérieur du circuit 1. Les différents éléments communiquent par un ou plusieurs bus internes 14 de données, d'adresses et de commandes. Le plus souvent, plusieurs mémoires 12 parmi lesquelles au moins une mémoire vive et une mémoire non volatile de stockage d'un programme sont prévues dans le circuit. Parmi les attaques possibles effectuées par des fraudeurs pour obtenir des données confidentielles de la puce 1, l'invention s'applique plus particulièrement aux attaques dites par analyse de la consommation (SPA Simple Power Analysis ou DPA - Differential Power Analysis). De telles attaques consistent à mesurer la consommation énergétique du circuit intégré pendant l'exécution d'algorithmes manipulant des clés ou quantités "secrètes" que le fraudeur cherche à découvrir, cette consommation étant différente selon les états respectifs des bits des quantités manipulées. Les attaques par analyse statistique de la consommation sont basées sur l'exploitation de résultats fournis par la puce à partir d'hypothèses faites sur les différents bits de la clé. Ces attaques sont généralement itératives pour découvrir successivement les différents bits d'une quantité secrète. La figure 2 représente, sous forme d'organigramme simplifié, un exemple classique de mise en oeuvre d'un calcul d'exponentiation modulaire de modulo P, où P est un nombre sur p bits consistant, à partir d'un message M sur un nombre quelconque (codé sur au plus p bits) et d'une quantité secrète d sur n bits (n étant quelconque), à calculer le résultat d Ro = M mod P (bloc 20). Pour effectuer ce calcul, il est nécessaire de passer par des résultats intermédiaires calculés par multiplications successives. On parle de méthode de carré-multiplication (square-multiply). Dans l'exemple représenté, un seul registre contenant le résultat R est utilisé. On initialise (bloc 21, Rn = 1) une grandeur Rn contenue dans un registre unique, comme égale à l'unité. Le même registre contiendra, en fin d'algorithme, le résultat final R0. On initialise ensuite un compteur i comme étant égal à n-1 (bloc 22). L'indice i du compteur correspond aux rangs successifs des n bits de la quantité secrète d qui peut s'écrire: n1 d= 1 di 2i i=0 L'initialisation du compteur d'indice i revient à initialiser une boucle jusqu'à i = 0 (bloc 23) à l'intérieur de laquelle vont être effectuées des multiplications successives en fonction de l'état du bit di courant de la quantité d. Dans une première étape (bloc 24) de cette boucle, on calcule un résultat intermédiaire Ri en élevant au carré (multiplication par lui-même) le contenu du registre unique modulo P. Ce résultat intermédiaire Ri = (Ri+1) mod P vient remplacer la valeur contenue dans le registre résultat. Puis, on effectue un test (bloc 25, di = 1 ?) de l'état du bit courant de la quantité d (exposant de l'exponentiation). Si cet état est 1 (sortie Y du bloc 25), le résultat de l'opération précédente est multiplié par le message M modulo P (bloc 26, Ri = Ri*M mod P). Le résultat de cette deuxième multiplication est toujours stocké dans le même registre. Si le bit di est à l'état zéro (sortie N du bloc 25), l'opération du bloc 26 n'est pas exécutée. Tant que la boucle n'est pas terminée (sortie N du bloc 23), le compteur i est décrémenté (bloc 27, i = i-1) et on revient en entrée du bloc 24. A la fin de la boucle (sortie Y du bloc 23), le registre résultat contient la grandeur R0. Un inconvénient du procédé de la figure 2 est que la consommation du circuit dépend de l'exécution ou non de l'étape 26. Or, cette exécution de l'étape 26 dépend directement du bit courant de la quantité censée rester secrète. Par conséquent, une telle mise en oeuvre d'un algorithme d'exponentiation modulaire est particulièrement vulnérable. Résumé de l'invention La présente invention vise à pallier tout ou partie des inconvénients des circuits intégrés manipulant des quantités considérées comme confidentielles dans des calculs d'exponentiation modulaire. L'invention vise plus particulièrement à protéger les quantités considérées comme confidentielles contre d'éventuelles fraudes par analyse de la consommation du circuit intégré exécutant un algorithme d'exponentiation modulaire prenant comme exposant la quantité confidentielle. Pour atteindre tout ou partie de ces objets ainsi que d'autres, la présente invention prévoir un procédé de protection d'une quantité numérique contenue dans un circuit intégré sur un premier nombre de bits, dans un calcul d'exponentiation modulaire d'une donnée par ladite quantité numérique, consistant à: sélectionner au moins un deuxième nombre compris entre 20 l'unité et ledit premier nombre moins deux; diviser ladite quantité numérique en au moins deux parties, une première partie comprenant, depuis le bit de rang nul, un nombre de bits égal audit deuxième nombre, une deuxième partie comprenant les bits restants; pour chaque partie de la quantité, calculer une première exponentiation modulaire de ladite donnée par la partie concernée et une deuxième exponentiation modulaire du résultat de la première par le chiffre 2 élevé à la puissance du rang du premier bit de la partie concernée; et calculer le produit des résultats des deuxièmes exponentiations modulaires. Selon un mode de mise en oeuvre de la présente invention, ledit deuxième nombre est sélectionné de façon aléatoire. Selon un mode de mise en oeuvre de la présente invention, une nouvelle sélection aléatoire est effectuée à chaque nouvelle exécution de l'algorithme. Selon un mode de mise en oeuvre de la présente 5 invention, lesdites deux exponentiations modulaires sont inversées. Selon un mode de mise en oeuvre de la présente invention, ladite deuxième partie est divisée en au moins deux parties sur la base d'au moins un troisième nombre, de préférence sélectionné aléatoirement, entre le deuxième nombre plus un et ledit premier nombre moins deux, les étapes de calcul des première et deuxième exponentiations modulaires et du produit des résultats des deuxièmes exponentiations modulaires étant appliquées à chacune des parties. Selon un mode de mise en oeuvre de la présente invention, k nombres croissants jx sont sélectionnés entre l'unité et ledit premier nombre moins deux, le calcul d'exponentiation modulaire de ladite donnée notée M par ladite quantité notée d étant obtenu par l'application de la formule: k 7 2Jx k / Jx dx 2 0 Md = Mdx mod P ou Md = fl M2 mod P, x =k x=1 Jx+1 avec dx = di2i, i=Jx où x désigne le rang du nombre jx dans lesdits k nombres croissants avec j0 = 0 et jk = n-1 où n représente ledit premier nombre, dx désigne la partie de rang x de ladite quantité, P désigne le modulo et di désigne le bit de rang i de ladite quantité. Selon un mode de mise en oeuvre de la présente invention, le calcul est inclus dans un algorithme choisi parmi les algorithmes DSA, RSA et DiffieHellman. La présente invention prévoit également un circuit intégré. La présente invention prévoit également une carte à puce. Brève description des dessins Ces objets, caractéristiques et avantages, ainsi que d'autres de la présente invention seront exposés en détail dans la description suivante de modes de réalisation particuliers faite à titre non-limitatif en relation avec les figures jointes parmi lesquelles: la figure 1 qui a été décrite précédemment représente, de façon très schématique, partielle et sous forme de blocs, un exemple de circuit intégré du type auquel s'applique la présente invention; la figure 2 est un organigramme représentant les étapes classiques d'un calcul d'exponentiation modulaire; et la figure 3 représente, sous forme d'organigramme, un mode de mise en oeuvre du procédé de calcul d'exponentiation modulaire selon la présente invention. Pour des raisons de clarté, seules les étapes de procédé et éléments de circuit qui sont utiles à la compréhen- Sion de l'invention ont été représentés aux figures et seront décrits par la suite. En particulier, les détails constitutifs de l'unité centrale et notamment les opérateurs utilisés pour calculer une exponentiation modulaire n'ont pas été exposés, l'invention étant compatible avec tout microprocesseur classique exploitant des données mémorisées. De plus, l'exploitation faite en amont ou en aval de l'algorithme d'exponentiation modulaire traité par l'invention, du message et/ou des quantités secrètes n'a pas été détaillée, l'invention étant là encore compatible avec tout algorithme classique d'exponentiation modulaire. Description détaillée Une caractéristique d'un mode de mise en oeuvre de la présente invention est de diviser le calcul de l'exponentiation modulaire en plusieurs calculs sur des parties de la quantité secrète (n'importe quelle quantité numérique). En d'autres termes, l'invention prévoit de diviser la quantité secrète en plusieurs parties et d'appliquer ces parties à des étapes d'exponentiation modulaire successives. Une autre caractéristique d'un mode de mise en oeuvre de la présente invention est de sélectionner les plages de bits de la quantité secrète de façon aléatoire, de préférence, en changeant les parties de quantité secrètes à chaque nouvelle exécution de l'exponentiation modulaire. La figure 3 est un organigramme simplifié d'étapes d'un mode de mise en oeuvre d'un calcul d'exponentiation 10 modulaire selon la présente invention. En figure 3, on suppose que le calcul de l'exponentiation modulaire est divisé en deux parties d'une quantité numérique représentant, par exemple, une quantité secrète. On commence (bloc 31) par sélectionner de façon aléatoire un nombre j compris entre 1 et n-2. Comme précédemment, n désigne le nombre de bits de la quantité secrète d qui peut s'écrire sous la forme: n-1 d= 1 d.2i i=0 1 Le nombre j sert à diviser la quantité secrète d en deux parties. Une première partie d(j-1, 0) contient les bits de rangs 0 à j-1 de la quantité d. Une deuxième partie d(j, n-1) contient les bits de rang j à n1. d(j-1, 0) On calcule (bloc 32, R1 = M mod P) une première exponentiation modulaire du message M par la première partie d(j-1, 0) de la quantité secrète, modulo P. On utilise les mêmes notations que celles définies précédemment, à savoir que P représente un nombre sur p bits et M le message de données à soumettre à l'exponentiation modulaire par la quantité secrète d, M étant codé sur au plus p bits. Le calcul du premier résultat R1 s'effectue, par exemple, par la mise en oeuvre d'un procédé classique du type de celui illustré par la figure 2. Le message M est, en parallèle ou successivement, d(n-1, j) soumis (bloc 33, R2 = M mod P) à un autre calcul d'exponentiation modulaire par la deuxième partie d(n-1, j) de la quantité secrète. On obtient un deuxième résultat intermédiaire R2 stocké, par exemple, dans un registre distinct du résultat R1. Cette deuxième exponentiation modulaire est, par exemple, également effectuée en mettant en oeuvre un algorithme classique du type de celui exposé en relation avec la figure 2. Puis (bloc 34, R2' = R22' mod P), au moins le résultat R2 de la deuxième exponentiation modulaire est élevé à la puissance 2], modulo P et le résultat R2' est stocké, par exemple, dans un troisième registre. Cette étape correspond à une troisième exponentiation modulaire de la valeur R2 par 2], effectuée là encore de façon classique. Enfin, le résultat final de l'exponentiation modulaire est obtenu en multipliant les premier et troisième résultats d intermédiaires (bloc 35, R = R1*R2' = M mod P). En figure 3, une étape supplémentaire 36 (R1' = R12 mod P) a été représentée en pointillées. Cette étape maintient le résultat R1 mais peut permettre d'améliorer le masquage de l'exécution. En prenant pour exemple l'exponentiation modulaire du nombre 3 (M = 3) par l'exposant 10 (d = 10) sur 4 bits avec un modulo 11, les résultats intermédiaires obtenus pour j = 2 sont les suivants: d(1,0) = 10 = 2 et d(3,2) = 10 = 2 (sur 4 bits, 10 s'écrit 1010) ; R1 = 3 mod 11; R2 = 3 mod 11; 2 4 8 R2' = (3) mod 11, soit R2' = 3 mod 11 = 5; Le résultat final R s'écrit: 2 8 R = 3 * 3 mod 11 = 9 * 5 mod 11 = 1, ou: 2+ 8 10 R = 3 mod 11 = 3 mod 11 = 1. En variante, les étapes 33 et 34 sont inversées, c'est-à-dire que le deuxième résultat intermédiaire est une exponentiation modulaire du message M par 2], le troisième résultat intermédiaire étant une exponentiation modulaire du deuxième résultat par la deuxième partie d(n1, j) de la clé. 30 De préférence, le nombre j est changé à chaque calcul d'exponentiation modulaire. Cela empêche à un fraudeur éventuel de pouvoir découvrir la quantité secrète d par une méthode itérative d'analyse statistique de la consommation du circuit intégré dans la mesure où les parties de quantité secrète traitées changent à chaque fois. Par rapport à une exécution classique d'exponentiation modulaire, l'invention requiert d'utiliser des registres supplémentaires pour stocker les résultats intermédiaires. Le nombre de registres supplémentaires est au minimum d'un pour stocker le premier résultat d'exponentiation modulaire R1 en attendant que les deuxième et troisième résultats intermédiaires soient calculés. Le troisième résultat R2' peut réutiliser le registre ayant stocké le deuxième résultat R2. Selon un autre mode de mise en oeuvre, la quantité d est divisée en plus de deux parties. Cela revient à considérer k nombres croissants jX (x compris entre 1 et k) avec k supérieur ou égal à 3, j1 = 0 et jk = n 1, de sorte que la quantité d peut s'exprimer de la façon suivante: k J x+1 d= 1 dx avec dx = di 2i, ou x=1 i=Jx k /Jx+l d= di2i x=li=Jx i La mise en oeuvre du procédé de l'invention peut alors s'exprimer: mod P, ou mod P. Md Md k77 x =k i i Bien entendu, la présente invention est susceptible de diverses variantes et modifications qui apparaîtront à l'homme de l'art. En particulier, la mise en oeuvre pratique de l'invention est à la portée de l'homme du métier à partir de la description fonctionnelle donnée ci-dessus en utilisant des outils en eux-mêmes classiques. REVENDICATIONS 1. Procédé de protection d'une quantité numérique (d) contenue dans un circuit intégré (1) sur un premier nombre de bits (n), dans un calcul d'exponentiation modulaire d'une donnée (M) par ladite quantité numérique, caractérisé en ce qu'il consiste à : sélectionner au moins un deuxième nombre (j) compris entre l'unité et ledit premier nombre moins deux; diviser ladite quantité numérique en au moins deux parties, une première partie (d(j-1, 0)) comprenant, depuis le bit de rang nul, un nombre de bits égal audit deuxième nombre, une deuxième partie (d(n-1, j)) comprenant les bits restants; pour chaque partie de la quantité, calculer une première exponentiation modulaire (32, 33) de ladite donnée par la partie concernée et une deuxième exponentiation modulaire (36, 34) du résultat de la première par le chiffre 2 élevé à la puissance du rang du premier bit de la partie concernée; et calculer (35) le produit des résultats des deuxièmes exponentiations modulaires. 2. Procédé selon la revendication 1, dans lequel ledit deuxième nombre (j) est sélectionné de façon aléatoire. 3. Procédé selon la revendication 2, dans lequel une nouvelle sélection aléatoire est effectuée à chaque nouvelle exécution de l'algorithme. 4. Procédé selon l'une quelconque des revendications 1 25 à 3, dans lequel lesdites deux exponentiations modulaires sont inversées. 5. Procédé selon l'une quelconque des revendications 1 à 4, dans lequel ladite deuxième partie est divisée en au moins deux parties sur la base d'au moins un troisième nombre, de préférence sélectionné aléatoirement, entre le deuxième nombre plus un et ledit premier nombre moins deux, les étapes de calcul des première et deuxième exponentiations modulaires et du produit des résultats des deuxièmes exponentiations modulaires étant appliquées à chacune des parties. 6. Procédé selon l'une quelconque des revendications 1 à 5, dans lequel k nombres croissants jX sont sélectionnés entre l'unité et ledit premier nombre moins deux, le calcul d'exponentiation modulaire de ladite donnée notée M par ladite quantité notée d étant obtenu par l'application de la formule: k 2Jx k x dx Md = 11 Mdx mod P ou Md = 11 M2J mod P, x=k x=k i Jx+1 avec dx = di2i, 1=Jx où x désigne le rang du nombre jX dans lesdits k nombres croissants avec jo = 0 et jk = n-1 où n représente ledit premier nombre, dX désigne la partie de rang x de ladite quantité, P désigne le modulo et di désigne le bit de rang i de ladite quantité. 7. Procédé selon l'une quelconque des revendications 1 à 6, mis en oeuvre dans un algorithme choisi parmi les 15 algorithmes DSA, RSA et DiffieHellman. 8. Circuit intégré comprenant au moins une unité centrale de traitement (11), une mémoire (12) et un circuit d'entrée-sortie (13), caractérisé en ce qu'il comporte des moyens pour la mise en oeuvre du procédé selon l'une quelconque des revendications 1 à 7. 9. Carte à puce, caractérisée en ce qu'elle comprend un circuit intégré (1) selon la revendication 8.