Brevet FR3158001A1 — publié le 20250704

Procédé d’échange de clés à intégrité garantie s’appuyant sur un réseau quantique ; infrastructure de communication associée. Procédé (500) consistant à : échanger une première, respectivement une seconde, clé (K 1 , K n ) afin d’un destinataire obtienne une estimation de la première clé ( ) et qu’un émetteur obtienne une estimation de la seconde clé ( ) ; calculer (510, 550) des première et seconde chaine (Ki A ) et une première chaine d’information ( ) en sommant certaines clés ; calculer (570) une chaine composite (K’) en sommant les deux chaines ; extraire une estimation de la première clé ( ) en sommant (700) la chaine composite, la seconde chaine et la seconde clé ; obtenir une chaine de chiffrement intègre (K A1 ) en sommant (710) l’estimation de la première clé, la seconde clé et la première chaine d’information ( ); obtenir la chaine de chiffrement intègre en sommant (720) la première clé et la première clé de sécurité. Figure pour l'abrégé : Figure 6 Procédé d’échange de clés à intégrité garantie s’appuyant sur un réseau quantique ; infrastructure de communication associée. La présente invention a pour domaine général celui de la sécurité des technologies de l’information dans le cadre de la mise en œuvre de réseaux de communications quantiques. Plus particulièrement, l’invention s’applique aux procédés de transfert de clés fondés sur un réseau mettant en œuvre un mécanisme de distribution de clés quantiques - QKD (« Quantum Key Distribution »). La QKD permet une sécurité inconditionnelle des communications, y compris face à la puissance des futurs ordinateurs quantiques, qui devraient permettre de « casser » les procédés cryptographiques classiques (notamment avec l’algorithme de Shor, pour la cryptographique asymétrique). La QKD met en œuvre deux nœuds d’extrémité intégrant chacun des dispositifs quantiques, pour générer et partager une clé quantique le long d’un canal quantique établi entre ces deux dispositifs. Le canal quantique est établi sur une liaison optique, qui se doit d’être continue (comme une fibre optique ou un espace libre). Cependant, en l’absence de répéteurs quantiques, la QKD est limitée en distance. Pour des distances plus longues, des nœuds relais (ou de transit) sont intercalés entre les nœuds d’extrémité. Les différents nœuds étant alors distants de quelques dizaines de kilomètres seulement, il est possible d’établir des canaux quantiques entre les nœuds et ainsi de former un réseau QKD, aussi dénommé réseau sécurisé quantique - QSN (« Quantum Secured Network »). Sur le réseau QKD, deux nœuds reliés par un canal quantique partagent une clé dite « quantique ». La question se pose alors de savoir comment acheminer une clé d’un nœud d’extrémité ou nœud émetteur, dénommé Alice dans ce qui suit, à un nœud d’extrémité ou nœud destinataire, dénommé Mike dans ce qui suit, en utilisant les clés quantiques sur les divers tronçons (ou sauts) d’un chemin sur le réseau QKD reliant Alice et Mike, en maximisant la confidentialité de ce transfert, notamment en cas d’attaque des nœuds du réseau QKD. Le procédé de transfert de clé de l’état de la technique, tel que présenté dans la recommandation – ITU-T Y.3803 intitulée « Key management for quantum key distribution Networks » (« Gestion des clés pour les réseaux QKD »), de la commission d'études du secteur de la normalisation des télécommunications de l’Union Internationale des Télécommunications – UIT, réalise un chiffrement / déchiffrement tronçon par tronçon : dans un réseau QKD, un nœud déchiffre la clé qu’il reçoit d’un nœud amont avec la clé quantique qu’il partage avec ce nœud amont pour retrouver la clé à acheminer. Il utilise ensuite la clé quantique qu’il partage avec un nœud aval pour chiffrer la clé à acheminer et transmet la clé ainsi chiffrée au nœud aval. De proche en proche, la clé à acheminer est transmise de Alice à Mike. Cependant, chaque nœud du réseau QKD peut connaître la clé à acheminer, lorsqu’elle transite par lui, puisqu’il possède les clés qui permettent de la chiffrer/déchiffrer. C’est la raison pour laquelle les nœuds du réseau QKD doivent être des nœuds de confiance (« trusted node »). Cette contrainte forte est un frein à l’adoption des réseaux QKD en raison du coût élevé des nœuds pour respecter le niveau de sécurité imposé par la classification des clés échangées sur le réseau QKD et des vulnérabilités induites par la présence de nœuds relais, qu’il s’agisse d’un défaut de protection d’un nœud relais ou d’un nœud relais malicieux (par exemple, dans le cas de transit par des domaines du réseau QKD non maîtrisés). L’ITU-T Y.3803 propose cependant deux procédés alternatifs pour le transfert de clés, en mettant en œuvre une entité spécifique, dénommée « nœud XOR » dans ce qui suit. Le nœud XOR fait partir d’un système de gestion de clés - KMS (« Key Management System ») du réseau QKD. Le nœud XOR est accessible par chacun des nœuds du réseau QKD, via une liaison de communication classique, par exemple du type IP. Dans le premier procédé alternatif, le nœud XOR est non centralisé. C’est une fonctionnalité supplémentaire du destinataire, Mike. Dans la second procédé alternatif, le nœud XOR est centralisé. C’est une entité indépendante des nœuds du réseau QKD et des utilisateurs. Selon ces procédés alternatifs, chaque nœud relais du réseau QKD construit une chaine élémentaire de bits en sommant (opération « XOR » bit à bit) les deux clés quantiques de même taille qu’il partage respectivement avec un nœud amont et un nœud aval sur le chemin entre Alice et Mike. Chaque nœud relais transmet cette chaine élémentaire au nœud XOR. Le nœud XOR calcule alors une chaîne globale en sommant (opérateur « XOR ») l’ensemble des chaînes élémentaires de tous les nœuds relais sur le chemin entre Alice et Mike. La chaîne globale est finalement égale à la somme des clés quantiques des nœuds d’extrémité, c’est-à-dire la somme de la clé quantique de l’émetteur, Alice, qui est la clé que l’on cherche ici à transférer vers Mike, et de la clé quantique du destinataire, Mike. Dans le premier procédé alternatif, le nœud XOR étant une fonctionnalité du nœud destinataire, ce dernier connaît la somme globale. Dans le second procédé alternatif, la somme globale est transmise depuis le nœud XOR vers le nœud destinataire, par exemple sur la liaison de communication classique entre le nœud XOR et le nœud destinataire. Mike n’a plus qu’à sommer sa clé quantique avec cette chaine globale pour extraire la clé quantique d’Alice. Il peut alors la mémoriser en tant que clé de chiffrement pour des échanges ultérieurs avec Alice. Il est à noter qu’il est parfois considéré, comme possible « clé à transférer », la concaténation d’une suite de bits aléatoires (qui constitue une clé à proprement parler) avec des metadata associées (telles qu’identifiant, date de création, etc.). On fera référence dans la suite de ce document à des « clés », sans perdre de vue que cela recouvre ces divers cas possibles d’implémentation, c’est-à-dire une clé comme « alea utile » ou une clé comme « alea utile augmenté de metadata ». Selon ces procédés alternatifs, les nœuds relais du réseau QKD n’ont plus la capacité immédiate de connaître la clé à acheminer. Seuls les nœuds d’accès disposent d’éléments de connaissance importants : celui auquel est connectée Alice a la connaissance directe de la clé quantique de l’émetteur, et celui auquel est connecté Mike peut la déduire s’il intercepte le message transmis à Mike par le nœud XOR, dans la mesure où il connaît la clé quantique du destinataire. Le but de l’invention est alors de proposer des améliorations aux procédés connus d’échange de clés fondés sur un réseau QKD. A cet effet, l’invention a pour objet un procédé d’échange de chaines de chiffrement dans une infrastructure de communication , l’infrastructure de communication comportant un réseau mettant en œuvre un mécanisme de distribution de clés quantiques, ou réseau QKD , le réseau QKD comportant un nœud émetteur , un nœud destinataire et une pluralité de nœuds relais définissant un chemin sur le réseau QKD entre le nœud émetteur et le nœud destinataire , deux nœuds successifs le long du chemin étant adaptés pour générer et partager une clé quantique au travers d’un canal quantique reliant lesdits deux nœuds le long du chemin, une première clé de chiffrement étant associée au nœud émetteur et une seconde clé de chiffrement étant associée au nœud destinataire , caractérisé en ce que , l’infrastructure de communication comportant, en outre, un service de sécurité comportant un module de de service de sécurité sur le nœud émetteur , associé à une première clé de sécurité , un module de sécurité sur le nœud destinataire , associé à une seconde clé de sécurité , et un serveur de service de sécurité en communication avec les modules de sécurité des nœuds émetteur et destinataire au moyen de liaisons de communication classiques, le procédé comporte les étapes de : échange de la première clé de chiffrement du nœud émetteur vers le nœud destinataire , le nœud destinataire obtenant une estimation de la première clé de chiffrement , l’estimation de la première clé de chiffrement correspondant à la première clé de chiffrement entachée d’une première erreur; et échange de la seconde clé de chiffrement du nœud destinataire vers le nœud émetteur , le nœud émetteur obtenant une estimation de la seconde clé de chiffrement , l’estimation de la seconde clé de chiffrement correspondant à la seconde clé de chiffrement entachée d’une seconde erreur ; calcul , par le nœud émetteur , d’une première chaine intermédiaire en sommant la première clé de sécurité et l’estimation de la seconde chaine de chiffrement ; transmission de la première chaine intermédiaire vers le serveur de service de sécurité ; calcul , par le nœud destinataire , d’une seconde chaine intermédiaire en sommant la seconde clé de sécurité et l’estimation de la première chaine de chiffrement ; transmission de la seconde chaine intermédiaire vers le serveur de service de sécurité ; calcul , par le nœud émetteur , d’une première chaine d’information en sommant la première clé de chiffrement et l’estimation de la seconde clé de chiffrement et transmission de la première chaine d’information vers le nœud destinataire ; calcul par le serveur de service de sécurité , d’une chaine composite résultant de la somme des première et seconde chaines intermédiaires reçues des nœuds émetteur et destinataire ; transmission , par le serveur de service de sécurité , de la chaine composite au nœud destinataire ; sommation , par le nœud destinataire , de la chaine composite , de la seconde chaine intermédiaire et de la seconde clé de chiffrement , pour extraire une estimation de la première clé de sécurité ; sommation de l’estimation de la première clé de sécurité , de la seconde clé et de la première chaine d’information pour obtenir une première chaine de chiffrement intègre et mémorisation de la première chaine de chiffrement intègre dans le volume de clés de chiffrement du nœud destinataire ; sommation , par le nœud émetteur, de la première clé de chiffrement et de la première clé de chiffrement de sécurité pour obtenir la première chaine de chiffrement intègre et mémorisation de la première chaine de chiffrement intègre dans le volume de clés de chiffrement du nœud émetteur. Suivant d’autres aspects avantageux de l’invention, le procédé comprend une ou plusieurs des caractéristiques suivantes, prises isolément ou suivant toutes les combinaisons techniquement possibles : - le procédé comporte en outre : transmission , par le serveur de service de sécurité , de la chaine composite au nœud émetteur ; sommation , par le nœud émetteur , à la chaine composite , de la première chaine intermédiaire et de la première clé de chiffrement , pour extraire une estimation de la seconde clé de sécurité ; sommation , par le nœud émetteur , de l’estimation de la seconde clé de sécurité, et de l’estimation de la seconde clé de chiffrement pour obtenir une seconde chaine de chiffrement intègre et mémorisation de la seconde chaine de chiffrement intègre dans le volume de clés de chiffrement du nœud destinataire ; sommation , par le nœud destinataire , de la seconde chaine intermédiaire et de la première chaine d’information pour obtenir la deuxième chaine de chiffrement intègre et mémorisation de la deuxième chaine de chiffrement intègre dans le volume de clés de chiffrement du nœud émetteur. - une première clé de cryptage étant partagée entre le nœud émetteur et le serveur de sécurité , dans l'étape , la première chaine intermédiaire est transmise cryptée avec la première clé de cryptage et/ou, dans l'étape , la chaine composite est transmise cryptée avec la première clé de cryptage . - une seconde clé de cryptage étant partagée entre le nœud destinataire et le serveur de sécurité , dans l'étape , la seconde chaine intermédiaire est transmise cryptée avec la seconde clé de cryptage et/ou, dans l'étape , la chaine composite est transmise cryptée avec la première clé de cryptage . - le procédé comporte une étape de calcul , par le nœud destinataire , d’une seconde chaine d’information en sommant l’estimation de la première clé de chiffrement et la seconde clé de chiffrement, et une étape de transmission de la seconde chaine d’information vers le nœud émetteur . - l’infrastructure comportant, en outre, une entité de calcul centralisée de préférence indépendante des autres nœuds, ou « nœud XOR », le nœud XOR étant connecté à chacun des nœuds du réseau QKD par une liaison de communication classique, le procédé comporte les étapes préalables de : calcul , par chaque nœud relais , d’une chaine élémentaire en sommant les deux clés quantiques des deux canaux quantiques issus dudit nœud relais, et transmission de la chaine élémentaire au nœud XOR ; calcul , par le nœud XOR , d’une chaine globale en sommant les chaines élémentaires reçues de chacun des nœuds relais présents le long du chemin entre le nœud émetteur et le nœud destinataire ; transmission , par le nœud XOR , de la chaine globale au nœud destinataire ; extraction , par le nœud destinataire , d’une estimation de la première clé de chiffrement du nœud émetteur en sommant la chaine globale et la seconde clé de chiffrement du nœud destinataire, et mémorisation de l’estimation de la première clé de chiffrement du nœud émetteur dans un volume de mémorisation de clés de chiffrement du nœud destinataire ; transmission , par le nœud XOR , de la clé globale au nœud émetteur ; et, extraction , par le nœud émetteur , d’une estimation de la seconde clé de chiffrement du nœud destinataire en sommant la chaine globale et la première clé de chiffrement du nœud émetteur, et mémorisation de l’estimation de la seconde clé du nœud destinataire dans un volume de mémorisation de clés de chiffrement du nœud émetteur. L’invention a également pour objet une infrastructure comportant un réseau mettant en œuvre un mécanisme de distribution de clés quantiques, ou réseau QKD, le réseau QKD comportant un nœud émetteur, un nœud destinataire et une pluralité de nœuds relais définissant un chemin sur le réseau QKD entre le nœud émetteur et le nœud destinataire, deux nœuds successifs le long du chemin étant adaptés pour générer et partager une clé quantique au travers d’un canal quantique reliant lesdits deux nœuds, une première clé de chiffrement étant associée au nœud émetteur et une seconde clé de chiffrement étant associée au nœud destinataire, caractérisée en ce que l’infrastructure comportant, en outre, un service de sécurité comportant un module de service de sécurité sur le nœud émetteur , associé à une première clé de sécurité, et un module de service de sécurité sur le nœud destinataire , associé à une seconde clé de sécurité , ainsi qu’un serveur de service de sécurité en communication avec les modules de service de sécurité des nœuds émetteur et destinataire respectivement au moyen de liaisons classiques. Suivant d’autres aspects avantageux de l’invention, l’infrastructure comprend une ou plusieurs des caractéristiques suivantes, prises isolément ou suivant toutes les combinaisons techniquement possibles : - le serveur de service de sécurité est une fonctionnalité supplémentaire du nœud émetteur et/ou du nœud destinataire . - l’infrastructure comporte, en outre, une entité de calcul, ou nœud XOR , le nœud XOR étant connecté à chacun des nœuds du réseau QKD par une liaison de communication classique. - le nœud XOR est une fonctionnalité supplémentaire du nœud émetteur et/ou du nœud destinataire . - les liaisons de communication étant des liaisons IP sur un réseau de communication classique, le serveur de service de sécurité , le module de service de sécurité du nœud émetteur et le module de service de sécurité du nœud destinataire utilisent des adresses IP réservées, qui sont différentes des adresses IP des nœuds émetteur et destinataire, ces dernières étant connues par le réseau QKD . L’invention apparaîtra plus clairement à la lecture de la description qui va suivre, donnée uniquement à titre d’exemple non limitatif, et faite en référence aux dessins dans lesquels : FIG. 1 la FIG. 1 est une représentation fonctionnelle schématique d’un premier mode de réalisation d’une infrastructure selon l’invention permettant l’échange de clés ; FIG. 2 la FIG. 2 est une représentation sous forme de blocs d’un premier mode de réalisation d’un procédé selon l’invention permettant l’échange de clés, ce procédé étant mis en œuvre par l’infrastructure de la FIG. 1 ; FIG. 3 la FIG. 3 est une représentation fonctionnelle schématique d’un second mode de réalisation d’une infrastructure selon l’invention permettant l’échange de clés ; FIG. 4 la FIG. 4 est une représentation sous forme de blocs d’un second mode de réalisation d’un procédé selon l’invention permettant l’échange de clé dans l’infrastructure de la FIG. 3 ; FIG. 5 la FIG. 5 est une représentation fonctionnelle schématique d’un troisième mode de réalisation d’une infrastructure selon l’invention permettant l’échange de clés ; et, FIG. 6 la FIG. 6 est une représentation sous forme de blocs d’un troisième mode de réalisation d’un procédé selon l’invention permettant l’échange de clés dans l’infrastructure de la FIG. 5 . Dans ce qui suit, lorsque l'on parle de la somme de deux chaines de bits, il s'agit d’effectuer la somme bit à bit de ces deux chaines, c’est-à-dire appliquer l’opérateur XOR. Le résultat obtenu est une chaine de même longueur. Une clé est une chaine particulière, dans la mesure où elle est destinée à être utilisée pour son caractère aléatoire et confidentiel (partagée uniquement avec les destinataires identifiés), notamment pour chiffrer une autre clé ou des données. En revanche, on utilise plus simplement le mot « chaine » pour le cas d’une suite de bits destinée à porter de l’information (par exemple, une donnée chiffrée, un calcul « XOR », etc.). On parlera également de « clés », ou de « clés de chiffrement » pour les clés que le réseau QKD doit délivrer à ses utilisateurs. On utilisera le terme « clé de sécurité » pour distinguer le cas où la clé à transférer n’a pas été générée par des dispositifs QKD du réseau. En revanche, pour faciliter la lecture, on parlera de cryptage et de « clés de cryptage » pour les opérations de protection des transferts d’information par le réseau QKD ou par les procédés proposés, même si le terme « cryptage » est en fait impropre : il permet cependant ici de différencier le type de clés dont on parle et leur usage. On verra par la suite que le « cryptage » ici correspond à la protection d’échanges de chaines qui sont déjà en fait des clés chiffrées. Premier mode de réalisation : Symétrisation des échanges avec le nœud XOR Un premier mode de réalisation de l’invention va être présenté en référence aux figures 1 et 2. L'infrastructure de communication 1 est fondée sur un réseau QKD 2 sous-jacent. Le réseau QKD 2 comporte des nœuds utilisateurs, respectivement un nœud émetteur 10, Alice, un nœud destinataire 20, Mike, ainsi qu’une pluralité de nœuds relais. Un chemin sur le réseau QKD 2 a été établi entre le nœud émetteur 10 et le nœud destinataire 20. Le processus d'établissement de ce chemin est conforme à l'état de la technique. Il n'est pas précisé plus en détail ici, puisque ce processus sort du cadre de la présente invention. Ce chemin passe par une succession de nœuds relais, qui sont indexés par l'entier i, entre 1 et n-1. Sur la FIG. 1 , on a représenté le nœud relais d’accès côté émetteur, 30 1 , des nœuds relais intermédiaires, 30 i-1 , 30 i , 30 i+1 , et le nœud relais d’accès côté destinataire, 30 n-1 , du chemin depuis Alice vers Mike. Entre deux nœuds successifs de ce chemin, un canal quantique est établi. Ce canal et les dispositifs quantiques des nœuds d’extrémité permettent de générer et d’échanger des clés quantiques. Sur la FIG. 1 , on a représenté les canaux 31 1 , 31 2 , 31 i-1 , 31 i , 31 i+1, 31 i+2 , 31 n-1 et 31 n du chemin entre Alice et Mike. Une clé quantique est régulièrement partagée et stockée par les nœuds d’extrémité d’un canal quantique. Les figures font apparaître uniquement les clés utilisées lors d’un échange de clés donné, i.e. à un instant donné. Ainsi le nœud émetteur Alice et le premier nœud relais 30 1 partagent une clé quantique K 1 ; le premier nœud relais 30 1 et le second nœud relais partagent une clé quantique K 2 ; le nœud précédent 30 i-1 et le nœud courant 30 i partagent une clé quantique K i ; le nœud courant 30 i et le nœud suivant 30 i+1 partagent une clé quantique K i+1 ; et, le nœud relais 30 n-1 et le nœud destinataire Mike partagent une clé quantique K n . L'infrastructure 1 comporte un nœud XOR 40. Si le nœud XOR peut être non centralisé (c’est-à-dire mis en œuvre par un nœud du réseau, comme le nœud destinataire ou le nœud émetteur), de préférence le nœud XOR 40 est centralisé, comme cela est représenté sur la FIG. 1 . Le nœud XOR 40 est connecté à chaque nœud relais 30 i par une liaison de communication classique 41 i . Cette liaison est par exemple une liaison classique, par exemple encore une liaison IP à travers un réseau étendu – WAN (« Wide Area Network »). Pour augmenter la sécurité, cette liaison est de préférence authentifiée selon les règles de l’art (par exemple par la mise en œuvre de techniques de signature post-quantiques ou hybrides). Cet aspect est hors du cadre de la présente invention. Le nœud XOR 40 est avantageusement colocalisé avec un nœud du réseau QKD, pour disposer de clés générées par le réseau QKD. Pour gagner encore en sécurité, le nœud XOR 40 est avantageusement indépendant du réseau QKD 2, notamment d’un système de gestion de clés – KMS ou d’un contrôleur du réseau QKD. Cela permet d’éliminer par exemple les cas d’attaque par un nœud XOR malicieux collaborant avec le KMS du réseau QKD. Chaque nœud relais comporte une unité 32 i , adaptée pour effectuer la somme des deux clés quantiques associées aux deux canaux quantiques issus de ce nœud. Le résultat de cette opération est une chaîne élémentaire Ke i . Par exemple, l'unité 32 i du nœud 30 i détermine la chaine élémentaire Ke i résultat de la somme des clés K i et K i+1 mémorisées par le nœud relais 32 i : . Chaque nœud relais, comme le nœud 30 i , comporte une unité 34 i , adaptée pour transmettre la chaine élémentaire Ke i calculée par l'unité 32 i vers le nœud XOR 40, via la liaison classique 41 i . Le nœud XOR 40 comporte une unité 44, qui est adaptée pour recevoir les chaines élémentaires Ke i de chacun des nœuds relais 30 i du chemin entre Alice et Mike. Le nœud XOR 40 comporte une unité 42, qui est adaptée pour sommer les chaines élémentaires provenant de l’ensemble des nœuds relais le long du chemin entre Alice et Mike. Le résultat de cette opération est une chaine globale K. Sachant que sommer deux fois la même clé revient à effectuer l’opération identité, la chaine globale K respecte donc la relation : Le nœud XOR 40 comporte une unité 46 M qui est adaptée pour transmettre la chaine globale K au destinataire 20, Mike, le long d’une liaison de communication classique et de préférence authentifiée 41 M , par exemple une liaison IP du WAN, entre le nœud XOR 40 et le nœud destinataire 20. En variante, lorsque le nœud XOR est une fonctionnalité d’un nœud utilisateur, comme le nœud destinataire, il s’agit d’une liaison au sens fonctionnel (interne au nœud). De manière symétrique, le nœud XOR 40 comporte une unité 46 A qui est adaptée pour transmettre la chaine globale K à l’émetteur 10, Alice, le long d’une liaison de communication classique et de préférence authentifiée 41 A , par exemple une liaison IP du WAN, entre le nœud 40 et le nœud émetteur 10. Un nœud utilisateur, émetteur 10 ou destinataire 20, comporte : un volume de mémorisation de ses propre clés quantiques, respectivement 11 et 21 ; une unité de communication avec le nœud XOR 40, respectivement 14 et 24 ; une unité de calcul, notamment propre à déchiffrer les informations reçues du nœud XOR 40, respectivement 12 et 22 ; et, un volume de mémorisation de clés de chiffrement, respectivement 15 et 25, contenant des clés utilisables pour le chiffrement des communications, notamment celles entre Alice et Mike. En se référant à la FIG. 2 , un mode de réalisation du procédé d'échange de clés de chiffrement va être présenté. Le procédé 100 comporte les étapes successives suivantes : Suite à une demande de clés et à l'établissement d'un chemin entre Alice et Mike sur le réseau QKD 2, dans l’étape 110, l’unité de calcul 32 i de chaque nœud relais 30 i le long de ce chemin effectue la somme des deux clés quantiques qu'il possède en mémoire : Ke i = K i K i+1 . Il est à noter qu’un nœud relais peut en fait mémoriser de nombreuses clés quantiques, mais le choix des deux clés à sommer parmi l’ensemble des clés disponibles est hors du périmètre de l’invention et s’effectue selon l’état de la technique. L’unité de transmission 34 i de chaque nœud relais 30 i transmet la chaine élémentaire Ke i obtenue, vers le nœud XOR 40. Dans l'étape 120, l’unité 44 du nœud XOR 40 reçoit les chaines élémentaires Ke i des nœuds relais d’accès et intermédiaires présents le long du chemin entre Alice et Mike et les transmet à l’unité de calcul 42. Celle-ci effectue la somme des chaines élémentaires. Le résultat de cette opération est la chaine globale K : K = (K 1 K 2 ) … (K i-1 K i ) (K i K i+1 ) … (K n-1 K n ) = K 1 K n À l'étape 130, la chaine globale K est transmise à Mike le long de la liaison 41 M entre l’unité 46 M et l’unité de communication 24 de Mike. Dans l'étape 140, l’unité 22 somme la chaine globale K avec la clé quantique K n de Mike, de manière à extraire la clé quantique K 1 d’Alice. Mike mémorise (étape 145) la clé quantique K 1 en tant que nouvelle clé de chiffrement dans son volume de mémorisation de clés de chiffrement 25, à côté de sa clé quantique K n . Ainsi Alice a réussi à acheminer sa clé quantique K 1 à Mike. De manière symétrique, dans l'étape 150, le nœud XOR 40 transmet la chaine globale K à Alice, le long de la liaison 41 A entre l’unité 46 A et l’unité de communication 14 d’Alice. Dans l'étape 160, l’unité de calcul 12 d’Alice somme la chaine globale K avec sa clé quantique K 1 , de manière à extraire la clé quantique K n de Mike. Alice mémorise (étape 165) la clé quantique K n en tant que nouvelle clé de chiffrement dans son volume de mémorisation de clés de chiffrement 15, à côté de sa propre clé quantique K 1 . Ainsi, simultanément, Mike a fourni sa clé quantique K n à Alice. Ainsi, le procédé 100 réalise la transmission de la chaine globale K calculée par le nœud XOR 40 non seulement au nœud destinataire, Mike, mais également et simultanément au nœud émetteur, Alice. Effectuer simultanément la transmission de la chaine globale aux deux utilisateurs permet d'économiser des ressources en permettant non seulement à Alice de transmettre un secret à Mike, mais simultanément à Mike de transmettre un secret à Alice. En particulier, les deux utilisateurs échangent simultanément deux clés de chiffrement K 1 et K n sans consommer davantage de clés quantiques de transport. Au lieu d'itérer le procédé d'échange de clés selon l'état de la technique en permutant émetteur et destinataire, le procédé selon l'invention permet à l'émetteur d'obtenir, à un coût marginal, une clé de chiffrement supplémentaire lui permettant de chiffrer des échanges à venir avec le destinataire. Le procédé selon l’invention permet donc de multiplier par deux les performances du réseau QKD. Dans une première variante de ce premier mode de réalisation, une première clé de cryptage K RA est partagée entre Alice et le nœud XOR 40 et/ou une seconde clé de cryptage K RM est partagée entre Mike et nœud XOR 40. La manière de partager les clés de cryptage K RA et K RM entre un nœud utilisateur et le nœud XOR, ainsi que la manière dont ils la mettent ultérieurement à jour (en la combinant avec des clés QKD par exemple) est hors de la portée de la présente demande de brevet. Elle s'effectue selon des techniques connues de l’homme du métier ou bien par le procédé 100 décrit précédemment, le nœud XOR étant alors impérativement un nœud du réseau QKD et jouant alors le rôle d’émetteur / destinataire du secret à partager. Ainsi, dans l'étape 130, ce n'est plus la chaine globale K qui est transmise entre le nœud XOR 40 et Mike, mais la chaine globale K cryptée par l’unité de calcul 40 du nœud XOR avec la seconde clé de cryptage K RM . Dans l'étape 140, l’unité de calcul 22 de Mike commence par décrypter l’information reçue en utilisant la seconde clé de cryptage K RM avant d'appliquer sa clé quantique K n afin de retrouver la clé quantique K 1 d’Alice. Ainsi, un cryptage supplémentaire est mis en œuvre sur le lien 41 M De manière similaire, dans l'étape 150, ce n'est plus la chaine globale K qui est transmise du nœud XOR 40 à Alice, mais la chaine globale K cryptée par l’unité de calcul 40 du nœud XOR avec la première clé de cryptage K RA . Dans l'étape 160, l’unité de calcul 12 d’Alice commence par décrypter l’information reçue en utilisant sa première clé de cryptage K RA , avant d’appliquer sa clé quantique K 1 afin de retrouver la clé quantique de Mike K n . Dans une seconde variante du procédé, ou procédé 100’ sur la FIG. 2 , Alice cherche à transmettre à Mike une autre clé de chiffrement que la première clé quantique K1, qui est partagée avec le premier nœud relais du chemin du réseau QKD 2 qui mène à Mike. Elle veut par exemple transmettre une première clé dite classique, K0, qu’elle l’ait acquise par un moyen externe (application spécifique ou injecteur de clé) ou qu’elle ait été générée par un générateur de nombres aléatoires vrais (« True Random Number Generator »), de préférence quantique. Pour la transmettre, il suffit qu’Alice somme (étape 105’) la première clé classique K0 avec la première clé quantique K1 et envoie la première chaine élémentaire supplémentaire Ke0 ainsi obtenue au nœud XOR 40, comme le font les nœuds relais. Le nœud XOR calcule alors une chaîne globale intégrant cette première chaîne élémentaire supplémentaire : K= (K0 K1) (K1 K2) … (Ki-1 Ki) (Ki Ki+1) (Ki+1 Ki+2) … (Kn-1 Kn) Ce qui se réduit à : K= K 0 K n Mike est alors capable de retrouver la première clé classique K 0 en tant que première clé de chiffrement en sommant (étape 140) sa clé quantique K n à la chaîne globale K qu’il reçoit du nœud XOR. Dans cette variante, la chaîne qu’Alice cherche à transmettre à Mike n’est pas connue du premier nœud relais 30 1 (au contraire de la clé quantique K 1 que partage Alice avec ce nœud d’accès 30 1 ). Cette variante permet donc d’améliorer la sécurité de la solution proposée, puisqu’il faudrait non seulement corrompre le nœud d’accès 30 1 pour connaitre K 1 , mais également intercepter l’envoi d’Alice vers le nœud XOR 40, contenant l’information K 0 K 1 , pour retrouver K 0 . De manière symétrique, pour améliorer la sécurité vis-à-vis d’une corruption du nœud d’accès 30 n côté destinataire, qui donnerait accès à la seconde clé quantique K n , Mike peut également préférer vouloir transférer à Alice une seconde clé classique, K n+1 . Il la somme (étape 115’) avec la seconde clé quantique K n et transmet une seconde chaîne élémentaire supplémentaire Ke n ainsi obtenue au nœud XOR 40 pour que ce dernier la prenne en compte dans le calcul de la chaine globale K. Lorsqu’Alice reçoit la chaine globale K, elle est alors capable de retrouver la seconde clé classique K n+1 en tant que seconde clé de chiffrement en sommant (étape 160) sa clé quantique K 1 à la chaîne globale K reçue du nœud XOR. La combinaison de ces deux dernières variantes est envisageable. Elle correspond à l’utilisation d’une première clé classique K 0 non seulement du côté d’Alice mais également d’une second clé classique K n +1 du côté de Mike est envisageable. Il faut alors qu’Alice utilise (étape 160’) sa clé classique K 0 pour extraire de la clé globale K la clé classique K n +1 de Mike et mémorise cette dernière (étape 165’), et que de son côté, Mike utilise (étape 140’) sa clé classique K n +1 pour extraire de la clé globale K la clé classique K 0 d’Alice et mémorise cette dernière (étape 145’). Il est à noter que, dans ces variantes, le cryptage des échanges avec la première clé de cryptage et/ou la seconde clé de cryptage permet également de crypter les chaines élémentaires supplémentaires envoyées par Alice et/ou Mike au nœud XOR. Ceci évite que l’interception du flux sortant d’un utilisateur (correspondant à K 0 K 1 pour Alice), ainsi que la corruption du nœud permettant à cet utilisateur d’accéder au réseau QKD (donnant accès à K 0 ) permette de découvrir la clé classique de l’utilisateur (ici K 0 ). Ce premier mode de réalisation présente également un gain de sécurité due au partitionnement des informations, le nœud XOR étant avantageusement une entité distincte (avantageusement fournie par un opérateur différent) des entités associées au réseau QKD (comme le système de gestion des clés - KMS ou le contrôleur du réseau QKD). Second mode de réalisation : service de sécurité supplémentaire d’amélioration de la confidentialité Un second mode de réalisation de l’invention va être présenté en référence aux figures 3 et 4. La FIG. 3 est une représentation schématique d'un second mode de réalisation de l'infrastructure de communication. Un élément du second mode de réalisation identique à un élément du premier mode de réalisation est identifié sur la FIG. 3 par un chiffre de référence égal à celui utilisé sur la FIG. 1 pour désigner cet élément identique. Un élément du second mode de réalisation similaire à un élément du premier mode de réalisation est identifié sur la FIG. 3 par un chiffre de référence correspondant à celui utilisé sur la FIG. 1 pour désigner cet élément, augmenté de deux centaines. L’infrastructure 201 est fondée sur un réseau QKD 2 reprenant l’ensemble des composants du réseau QKD 2 de l’infrastructure 1, à l’exception éventuellement du nœud XOR 40 qui peut ne pas être présent pour la mise en œuvre de ce second mode de réalisation. L’infrastructure 201 met en œuvre un service de sécurité 202. Le service de sécurité 202 comporte, sur chaque nœud utilisateur cherchant à partager une clé de chiffrement, un module de service de sécurité supplémentaire. Ainsi Alice met en œuvre un module de service de sécurité 216 et Mike met en œuvre un module de service de sécurité 226. Un module de service de sécurité, 216, respectivement 226, comporte une unité de calcul, 218, 228, et une unité de communication 219, 229 pour la communication avec un serveur de service de sécurité. De plus, le service de sécurité 202 comporte un serveur de service de sécurité 260, sur lequel le service 202 s’appuie. Dans le mode de réalisation représenté sur la FIG. 3 , le serveur 260 est une entité physique distincte des nœuds utilisateurs. Mais, en variante, ce serveur de service de sécurité peut être une fonctionnalité des deux nœuds utilisateurs, conduisant à des échanges directs entre Alice et Mike. Le serveur 260 comporte une unité de calcul 262 et une unité de communication 264 A dédiée à la communication avec Alice et une unité de communication 264 M dédiée à la communication avec Mike. Le module de service de sécurité d’un nœud utilisateur communique avec le serveur 260 via une liaison de communication classique et avantageusement authentifiée, 62 A pour Alice et 62 M pour Mike. Il s’agit par exemple d’une liaison classique, par exemple encore d’une liaison IP sur un réseau classique du type WAN. Cette liaison n’est que fonctionnelle dans la variante où le serveur de service de sécurité est fourni par l’un des nœuds utilisateurs. Avantageusement, le serveur 260 est caché («service fantôme »), par exemple en utilisant un jeu d’adresses IP réservées, différentes de celles des nœuds associés au réseau QKD 2, et inconnues du réseau QKD. Avantageusement, ce jeu de d’adresses IP réservées est spécifique d’un opérateur du service de sécurité 202. Cet opérateur contrôle l’abonnement des utilisateurs au service de sécurité et les droits d’accès de ces utilisateurs abonnés. Par ailleurs, Alice possède une clé de chiffrement classique, dénommée première clé de sécurité, K A , de préférence localement générée, qu’elle souhaite partager avec Mike. Et avantageusement, Mike possède une clé de chiffrement, dénommée seconde clé de sécurité, K M , de préférence localement générée, qu’il souhaite partager avec Alice en même temps qu’il reçoit la première clé de sécurité K A d’Alice. Le procédé d'échange des clés de chiffrement, K A et K M , mis en œuvre dans cette seconde infrastructure 201 va maintenant être présenté en référence à la FIG. 4 . Le procédé 300 débute une fois qu'un premier échange de clés de chiffrement a été réalisé entre Alice et Mike de manière à ce que Alice et Mike partagent des première et seconde clé de chiffrement. Dans ce qui suit, la première clé de chiffrement est une première clé quantique K 1 , mais pourrait être en variante une première clé classique K 0. Dans ce qui suit la seconde clé de chiffrement est une seconde clé quantique K n , mais pourrait être en variante une seconde clé classique K n+1 . Cela signifie par exemple que le procédé 100 de la FIG. 2 a été mis en œuvre préalablement au procédé 300 (l’infrastructure comporte alors nécessairement un nœud XOR 40). Alternativement, c'est un procédé conforme à l'état de la technique qui a été mis en œuvre une fois de Alice vers Mike pour partager la première clé de chiffrement, puis une autre fois de Mike vers Alice pour partager la seconde clé de chiffrement. Dans une étape 310, le module de service de sécurité 216 du nœud émetteur 210, Alice, calcule une première chaine intermédiaire Ki A en sommant la seconde clé de chiffrement K n et la première clé de sécurité K A . La première chaine intermédiaire Ki A ainsi calculée est transmise, au cours de l'étape 320, au serveur de sécurité 260. De préférence, de manière symétrique et simultanée, à l'étape 330, le module de service de sécurité 226 du nœud destinataire 220, Mike, calcule une seconde chaine intermédiaire Ki M en sommant la première clé de chiffrement K 1 avec la seconde clé de sécurité K M . Dans l'étape 340, cette seconde chaine Ki M est transmise au serveur de sécurité 260. Dans l'étape 350, le serveur de sécurité 260 calcule une chaine composite K’ résultant de la somme des première et seconde chaines intermédiaires Ki A et Ki M reçues d’Alice d’une part et de Mike d’autre part. La chaine composite K’ peut s'écrire : K’ = Ki A Ki M = (K n K A ) (K 1 K M ) = K K A K M Elle correspond donc à la somme des clés de chiffrement à échanger avec la chaine globale K, telle que définie dans le premier mode de réalisation. À l'étape 360, la chaine composite K’ est transmise par le serveur 260 au module 226 du nœud destinataire 220. Dans l'étape 370, le module 226 du nœud destinataire 220 somme la chaine composite K’ reçue, la seconde chaine intermédiaire Ki M et la seconde clé de chiffrement K n . Le résultat de cette opération est égal à la première clé de sécurité K A . Ainsi Alice a réussi à transmettre à Mike la clé K A . Celle-ci est mémorisée (étape 375) par Mike en tant que nouvelle clé de chiffrement dans le volume 25 de sauvegarde des clés de chiffrement. De manière symétrique, à l'étape 380, la clé composite K’ est transmise par le serveur 260 au module 216 du nœud émetteur 210. Dans l'étape 390, le module 216 du nœud émetteur 210 somme la chaine composite K’ reçue, la première chaine intermédiaire Ki A et la première clé de chiffrement K 1 . Le résultat de cette opération est égal à la seconde clé de sécurité K M . Ainsi Mike a réussi à transmettre à Alice la clé K M . Celle-ci est mémorisée (étape 395) par Alice en tant que nouvelle clé de chiffrement dans le volume 15 de sauvegarde des clés de chiffrement. Le procédé 300, en scindant les opérations entre le nœud XOR 40 (échange de la chaine globale K pour le partage de la première paire de clés de chiffrement K 1 et K n ) et le serveur de service de sécurité 260 (échange de la chaîne composite K’ pour le partage de la seconde paire de clés de chiffrement K A et K M ), permet aux échanges liés au partage de la seconde paire de clés de chiffrement de ne pas être facilement identifiables comme relatifs aux utilisateurs connus du réseau QKD 2 sous-jacent, notamment du nœud XOR 40 lorsqu’il y en a un. Dans une première variante de ce second mode de réalisation, une première clé de cryptage de sécurité K SA est partagée entre Alice et le serveur 260 et une seconde clé de cryptage de sécurité K SM est partagée entre Mike et le serveur 260. Ces deux clés peuvent être identiques, notamment lors de l’installation du service avant d’être différenciées l’une de l’autre par des mises à jour indépendantes. La manière dont ces première et seconde clés de cryptage, K SA et K SM , sont échangées, ainsi que la manière dont ils la mettent ultérieurement à jour (en la combinant par exemple avec des clés quantiques) est hors de la portée de la présente demande de brevet. Elle implique la mise en œuvre de techniques connues, comme par exemple une distribution manuelle de clés (« trusted courier »). La première clé de cryptage K SA permet de sécuriser les échanges entre Alice et le serveur de service 260. La seconde clé de cryptage K SM permet de sécuriser les échanges entre Mike et le serveur de service de sécurité 260. Ainsi, pour l’étape 320, la première chaine intermédiaire Ki A est cryptée par l’émetteur avec la clé K SA , puis transmise cryptée au serveur 260, qui la décrypte en utilisant également la clé K SA . De même, pour l’étape 340, la seconde chaine intermédiaire Ki M est cryptée par le destinataire avec la clé K SM , puis transmise cryptée au serveur 260, qui la décrypte en utilisant également la clé K SM . Le serveur de sécurité 260 calcule donc la chaine composite K’ après avoir déchiffré les envois d’Alice et Mike. Avantageusement, pour l’étape 380, le serveur 260 crypte la clé composite K’ en utilisant la clé K SA, puis la clé composite est transmise cryptée à Alice, qui la décrypte en utilisant également la clé K SA . De même, pour l’étape 360, le serveur 260 crypte la clé composite K’ en utilisant la clé K SM, puis la clé composite est transmise cryptée à Mike, qui la décrypte en utilisant également la clé K SM . Les autres étapes du procédé restent inchangées. Ce second mode de réalisation présente une sécurité renforcée fondée sur la génération hors du réseau QKD des clés de chiffrement K A et K M . Pour qu’un attaquant obtienne ces informations il faut a minima qu’il attaque un nœud d’accès du réseau QKD (pour obtenir K 1 et K n ), le serveur de service, dont il ne connaît a priori pas les adresses, (pour identifier les adresses IP d’Alice et Mike particulières et connues seulement du service de sécurité) et décrypter les échanges entre Alice et Mike, d’une part, et le serveur de service, d’autre part. Troisième mode de réalisation : service supplémentaire de création de clés à intégrité garantie. Un troisième mode de réalisation de l’invention va être présenté en référence aux figures 5 et 6. A l’issue de la mise en œuvre d’un procédé conforme aux modes de réalisation présentés ci-dessus, Alice et Mike peuvent (et doivent) réaliser un contrôle d’intégrité sur une clé de chiffrement qu’ils se sont échangées. Il peut s’agir par exemple de la transmission d‘une valeur de hachage (« hash value ») de la clé de chiffrement échangée afin de vérifier qu’ils disposent tous les deux bien de la même clé. Lorsque ce contrôle d’intégrité échoue, la clé de chiffrement reçue étant entachée d’erreur par rapport à la clé de chiffrement initiale, cette clé n’est pas utilisable pour le chiffrement des échanges entre ces deux utilisateurs. Le procédé d’échange de clés de chiffrement a donc échoué. Se prémunir d’éventuelles problèmes quant à l’intégrité des clés échangées est essentiel pour éviter des attaques très simples par des nœuds du réseau QKD malicieux qui mèneraient à un déni de service sans qu’il soit possible de déterminer l’élément perturbateur. Ce serait par exemple le cas d’un chemin sur le réseau QKD incluant des nœuds appartenant à des domaines non maitrisés, induisant des erreurs, soit volontairement soit involontairement, dans leur contribution aux calculs. De manière particulièrement avantageuse, ce troisième mode de réalisation permet un échange de clés, dont l’intégrité est garantie. En effet, ce procédé permet de réaliser une compensation d’éventuelles erreurs introduites lors de l’échange. Cette compensation est rendue possible par le partage des clés de chiffrement de sécurité K A et K M au moyen du service de sécurité que l’on considère être assuré de façon sincère et intègre et réalisé sans utiliser le réseau QKD. L’infrastructure 501 de la FIG. 5 pour la mise en œuvre de ce troisième mode de réalisation est similaire à l’infrastructure 201 de la FIG. 3 . Elle se différencie éventuellement par des codes logiciels supplémentaires et des informations mémorisées par les nœuds émetteur 210 et destinataire 220. Lors de la mise en œuvre du procédé 100 selon le mode de réalisation, le nœud XOR 40 transmet à Alice et Mike une chaine de bits, notée K err , qui devrait correspondre à la chaine globale K, mais qui est potentiellement la chaine globale K entachée d’une erreur, err. Il peut s’agir d’un nœud relais, défaillant ou malicieux, injectant une erreur. Il peut s’agir également du nœud XOR, défaillant ou malicieux, injectant une erreur lors du calcul de la somme des clés élémentaires, ou injectant des erreurs différentes entre la transmission à Alice et la transmission à Mike. Dans ce cas, il est nécessaire d’estimer l’impact de ces erreurs sur les clés détenues par Alice et Mike. En effet, les utilisateurs n’ont en fait accès qu’à des estimations des clés ou chaines initiales. Une clé ou la chaine estimée est notée en ajoutant un « chapeau » à la notation de la clé ou de chaine initiale correspondante (c’est-à-dire la clé ou la chaine vraie sans erreur). Par exemple, si K A est la valeur de la clé de chiffrement de sécurité générée par Alice, Alice connaît K A mais Mike estime une valeur éventuellement différente, Par exemple, lors de la mise en œuvre du procédé 100, le nœud XOR 40 transmet à Alice l’information : où δ est une première erreur. Alice estime alors une seconde chaine de chiffrement : Alice fait donc une erreur égale à δ sur la valeur de la seconde clé de chiffrement K n . Parallèlement, le nœud XOR 40 transmet à Mike l’information : où est une seconde erreur. Mike estime alors une première chaine de chiffrement : Mike fait donc une erreur égale à sur la valeur de première clé de chiffrement K 1 . Selon le procédé 500, dans une étape 510, Alice calcule une première chaîne intermédiaire Ki A : Il y a sommation d’une information potentiellement erronée venant du destinataire, avec une information vraie détenue par l’émetteur. Dans une étape 520, le module de service de sécurité 216 d’Alice transmet (de façon cryptée si cette variante est implémentée) au serveur de service de sécurité 260 la première chaine intermédiaire Ki A . De son côté, dans l’étape 530 Mike calcule une seconde chaine intermédiaire Ki M : Il y a sommation d’une information potentiellement erronée venant de l’émetteur, avec une information vraie détenue par le destinataire. Dans une étape 540, le module de service de sécurité 226 de Mike transmet (de façon cryptée si cette variante est implémentée) au serveur de service sécurité 260 la seconde chaine intermédiaire Ki M . Parallèlement, dans une étape 550, Alice retransmet à Mike, de préférence directement pour renforcer la sécurité, la première chaine globale qu’elle-même avait reçue du nœud XOR 40 à l’étape 150 du procédé 100 (ou qu’elle calcule dans la variante où le procédé 100 n’a pas été mis en œuvre et l’échange de la première paire de clés de chiffrement K 1 et K n a été réalisée d’une autre manière). Cette première chaine globale est la somme des clés de chiffrement potentiellement affectée de la première erreur : De manière symétrique, mais facultative, dans une étape 560, Mike informe Alice en lui transmettant la seconde chaine globale que lui-même avait reçue du nœud XOR 40 à l’étape 130 du procédé 100. Cette seconde chaine globale est la somme des clés de chiffrement potentiellement affectée de la seconde erreur : A l’étape 570, le serveur de sécurité 260 calcule une chaine composite K’ en sommant les première et seconde chaines intermédiaires : K’= Ki A Ki M Soit : Le serveur 260 est de confiance et n’introduit pas d’erreur (i.e. le lien entre Alice et Mike à travers le serveur de sécurité 260 est intègre et authentifié). A l’étape 580, la chaine composite K’ est transmise à Mike et à l’étape 590 la chaine composite K’ est transmise à Alice. A l’étape 700, Mike calcule la somme de la chaine composite K’, de la seconde chaine intermédiaire Ki M et de la seconde clé de chiffrement K n : Mike a donc estimé la clé de chiffrement de sécurité K A mais entachée de la première erreur δ. Il obtient ainsi une estimation de la première clé de chiffrement de sécurité : A l’étape 710, Mike calcule une chaine de chiffrement exacte K A1 en sommant l’estimation de la première clé de chiffrement de sécurité , la seconde clé de chiffrement K n et la première chaine globale K δ reçue d’Alice à l’étape 550 : Les erreurs se compensent et Mike obtient : K A1 = K A K 1 De son côté, à l’étape 720, Alice somme la première clé de chiffrement de sécurité K A et la première clé de chiffrement K 1 , dont elle détient par définition les valeurs correctes, pour obtenir K A1 . K A1 = K A K 1 Alice obtient donc le même résultat que Mike. K A1 est par conséquent une première chaine de chiffrement de sécurité partagée entre Alice et Mike. A l’étape 600, à partir de la clé composite K’ reçue du serveur 260, Alice calcule : Alice a donc estimé la clé de chiffrement de sécurité K M mais entachée de la seconde erreur . A l’étape 610, Alice somme l’estimation de la seconde clé de chiffrement de sécurité et l’estimation de la seconde clé de chiffrement pour obtenir K Mn . Parallèlement, dans l’étape 620, Mike calcule la somme de la seconde chaine intermédiaire Ki M et de la première chaine globale K δ reçue d’Alice à l’étape 550 : Ki M K δ Qui se réduit à : C’est-à-dire K Mn . Mike obtient donc le même résultat qu’Alice. K Mn est par conséquent une seconde chaine de chiffrement de sécurité partagée sans différences entre Alice et Mike. Les chaines de chiffrement corrigées K A1 et K Mn sont enregistrées en tant que chaines de chiffrement utilisables entre Alice et Mike. Il s’agit de chaines à intégrité renforcées. Dans ce qui vient d’être présenté, c’est Mike qui applique une correction (K δ ) pour obtenir les deux chaines de chiffrement de sécurité partagée. En variante, c’est Alice qui applique les corrections. Dans ce cas, l’étape 560 est obligatoire tandis que l’étape 550 devient facultative. Dans encore une autre variante, Alice et Mike se partagent les tâches de correction. Les étapes 550 et 560 sont obligatoires. Dans une autre variante de ce troisième mode de réalisation, il n’y a pas de serveur de service de sécurité 260 distinct, et les opérations qui sont réalisées par cette entité sont réalisées par les modules de service de sécurité, 226, 216, de Mike ou Alice. Bien évidemment, les communications entre Alice (respectivement Mike) avec le serveur de service de sécurité peuvent être cryptées avec des clés de cryptage K SA et K SM . Ce troisième mode de réalisation présente l’avantage de conduire à des clés à sécurité renforcée, K A1 et K Mn présentant une garantie d’intégrité. Cette solution est résistante aux attaques par des nœuds du réseau QKD ou du nœud XOR. Ainsi l'homme du métier constatera qu'une erreur introduite au niveau du nœud XOR peut être systématiquement supprimée en utilisant le service de sécurité et en combinant plusieurs informations entachées d’erreurs pouvant se compenser. Procédé (500) d’échange de chaines de chiffrement dans une infrastructure de communication (201), l’infrastructure de communication comportant un réseau mettant en œuvre un mécanisme de distribution de clés quantiques, ou réseau QKD (2), le réseau QKD (2) comportant un nœud émetteur (210), un nœud destinataire (220) et une pluralité de nœuds relais (30 i ) définissant un chemin sur le réseau QKD (2) entre le nœud émetteur (210) et le nœud destinataire (220), deux nœuds successifs le long du chemin étant adaptés pour générer et partager une clé quantique au travers d’un canal quantique reliant lesdits deux nœuds le long du chemin, une première clé de chiffrement (K 1 ) étant associée au nœud émetteur (210) et une seconde clé de chiffrement (K n ) étant associée au nœud destinataire (220), caractérisé en ce que , l’infrastructure de communication comportant, en outre, un service de sécurité (202) comportant un module de de service de sécurité (216) sur le nœud émetteur (210), associé à une première clé de sécurité (K A ), un module de sécurité (226) sur le nœud destinataire (220), associé à une seconde clé de sécurité (K M ), et un serveur de service de sécurité (260) en communication avec les modules de sécurité des nœuds émetteur et destinataire au moyen de liaisons de communication classiques, le procédé comporte les étapes de : échange (100) de la première clé de chiffrement (K 1 ) du nœud émetteur (210) vers le nœud destinataire (220), le nœud destinataire obtenant une estimation de la première clé de chiffrement ( ), l’estimation de la première clé de chiffrement correspondant à la première clé de chiffrement (K 1 ) entachée d’une première erreur (η) ; et échange de la seconde clé de chiffrement (K n ) du nœud destinataire (220) vers le nœud émetteur (210), le nœud émetteur obtenant une estimation de la seconde clé de chiffrement ( ), l’estimation de la seconde clé de chiffrement correspondant à la seconde clé de chiffrement (K n ) entachée d’une seconde erreur (δ) ; calcul (510), par le nœud émetteur (210), d’une première chaine intermédiaire (Ki A ) en sommant la première clé de sécurité (K A ) et l’estimation de la seconde clé de chiffrement ( ) ; transmission (520) de la première chaine intermédiaire (Ki A ) vers le serveur de service de sécurité (260) ; calcul (530), par le nœud destinataire (210), d’une seconde chaine intermédiaire (Ki M ) en sommant la seconde clé de sécurité (K M ) et l’estimation de la première clé de chiffrement ( ) ; transmission (540) de la seconde chaine intermédiaire (Ki M ) vers le serveur de service de sécurité (260) ; calcul (550), par le nœud émetteur (210), d’une première chaine d’information ( ) en sommant la première clé de chiffrement (K 1 ) et l’estimation de la seconde clé de chiffrement ( ) et transmission de la première chaine d’information ( ) vers le nœud destinataire (220) ; calcul (570), par le serveur de service de sécurité (260), d’une chaine composite (K’) résultant de la somme des première et seconde chaines intermédiaires reçues des nœuds émetteur (210) et destinataire (220) ; transmission (580), par le serveur de service de sécurité (260), de la chaine composite (K’) au nœud destinataire (220) ; sommation (700), par le nœud destinataire (220), de la chaine composite (K’), de la seconde chaine intermédiaire (Ki M ) et de la seconde clé de chiffrement (K n ), pour extraire une estimation de la première clé de sécurité ( ) ; sommation (710) de l’estimation de la première clé de sécurité ( ), de la seconde clé (K n ) et de la première chaine d’information ( ) pour obtenir une première chaine de chiffrement intègre (K A1 ) et mémorisation de la première chaine de chiffrement intègre dans le volume de clés de chiffrement du nœud destinataire ; sommation (720), par le nœud émetteur (210), de la première clé de chiffrement (K 1 ) et de la première clé de chiffrement de sécurité (K A ) pour obtenir la première chaine de chiffrement intègre (K A1 ) et mémorisation de la première chaine de chiffrement intègre dans le volume de clés de chiffrement du nœud émetteur. Procédé selon la revendication 1, comportant en outre : transmission (590), par le serveur de service de sécurité (260), de la chaine composite (K’) au nœud émetteur (210) ; sommation (600), par le nœud émetteur (210), à la chaine composite (K’), de la première chaine intermédiaire (Ki A ) et de la première clé de chiffrement (K 1 ), pour extraire une estimation de la seconde clé de sécurité ( ); sommation (610), par le nœud émetteur (210), de l’estimation de la seconde clé de sécurité ( ), et de l’estimation de la seconde clé de chiffrement ( ) pour obtenir une seconde chaine de chiffrement intègre (K Mn ) et mémorisation de la seconde chaine de chiffrement intègre dans le volume de clés de chiffrement du nœud destinataire ; sommation (620), par le nœud destinataire (220), de la seconde chaine intermédiaire (Ki M ) et de la première chaine d’information ( ) pour obtenir la deuxième chaine de chiffrement intègre (K Mn ) et mémorisation de la deuxième chaine de chiffrement intègre dans le volume de clés de chiffrement du nœud émetteur. Procédé selon la revendication 1 ou la revendication 2, dans lequel, une première clé de cryptage (K SA ) étant partagée entre le nœud émetteur (210) et le serveur de sécurité (260), dans l'étape (520), la première chaine intermédiaire (Ki A ) est transmise cryptée avec la première clé de cryptage (K SA ) et/ou, dans l'étape (590), la chaine composite (K’) est transmise cryptée avec la première clé de cryptage (K SA ). Procédé selon l’une quelconque des revendications 1 à 3, dans lequel une seconde clé de cryptage (K SM ) étant partagée entre le nœud destinataire (220) et le serveur de sécurité (260), dans l'étape (540), la seconde chaine intermédiaire (Ki M ) est transmise cryptée avec la seconde clé de cryptage (K S M ) et/ou, dans l'étape (580), la chaine composite (K’) est transmise cryptée avec la première clé de cryptage (K S M ). Procédé selon l’une quelconque des revendications 1 à 4, comportant une étape de calcul (560), par le nœud destinataire (220), d’une seconde chaine d’information ( ) en sommant l’estimation de la première clé de chiffrement et la seconde clé de chiffrement, et une étape de transmission de la seconde chaine d’information vers le nœud émetteur (210). Procédé selon l’une quelconque des revendications 1 à 5, dans lequel, l'infrastructure (1) comportant, en outre, une entité de calcul centralisée de préférence indépendante des autres nœuds, ou « nœud XOR » (40), le nœud XOR (40) étant connecté à chacun des nœuds du réseau QKD par une liaison de communication classique, le procédé comporte les étapes préalables de : - calcul (110), par chaque nœud relais (30 i ), d’une chaine élémentaire (Ke i ) en sommant les deux clés quantiques des deux canaux quantiques issus dudit nœud relais, et transmission de la chaine élémentaire (Ke i ) au nœud XOR (40) ; - calcul (120), par le nœud XOR (40), d’une chaine globale (K) en sommant les chaines élémentaires reçues de chacun des nœuds relais présents le long du chemin entre le nœud émetteur et le nœud destinataire ; - transmission (130), par le nœud XOR (40), de la chaine globale (K) au nœud destinataire (20) ; - extraction (140), par le nœud destinataire (20), d’une estimation de la première clé de chiffrement ( ) du nœud émetteur en sommant la chaine globale (K) et la seconde clé de chiffrement (K n ) du nœud destinataire, et mémorisation de l’estimation de la première clé de chiffrement du nœud émetteur dans un volume (25) de mémorisation de clés de chiffrement du nœud destinataire ; - transmission (150), par le nœud XOR (40), de la clé globale (K) au nœud émetteur (10) ; et, - extraction (160), par le nœud émetteur (10), d’une estimation de la seconde clé de chiffrement ( ) du nœud destinataire (20) en sommant la chaine globale (K) et la première clé de chiffrement (K 1 ) du nœud émetteur, et mémorisation de l’estimation de la seconde clé du nœud destinataire (20) dans un volume (15) de mémorisation de clés de chiffrement du nœud émetteur. Infrastructure de communication (1) adaptée pour la mise en œuvre d’un procédé d’échange de chaînes de chiffrement selon l’une quelconque des revendications 1 à 6, comportant un réseau mettant en œuvre un mécanisme de distribution de clés quantiques, ou réseau QKD (2), le réseau QKD (2) comportant un nœud émetteur (10), un nœud destinataire (20) et une pluralité de nœuds relais (30 i ) définissant un chemin sur le réseau QKD (2) entre le nœud émetteur (10) et le nœud destinataire (20), deux nœuds successifs le long du chemin étant adaptés pour générer et partager une clé quantique au travers d’un canal quantique reliant lesdits deux nœuds, une première clé de chiffrement étant associée au nœud émetteur et une seconde clé de chiffrement étant associée au nœud destinataire, caractérisée en ce que l’infrastructure comportant, en outre, un service de sécurité (202) comportant un module de service de sécurité (216) sur le nœud émetteur (210), associé à une première clé de sécurité (K A ), et un module de service de sécurité (226) sur le nœud destinataire (220), associé à une seconde clé de sécurité (K M ), ainsi qu’un serveur de service de sécurité (260) en communication avec les modules de service de sécurité des nœuds émetteur et destinataire respectivement au moyen de liaisons classiques. Infrastructure (1) selon la revendication 7, dans laquelle le serveur de service de sécurité (260) est une fonctionnalité supplémentaire du nœud émetteur (210) et/ou du nœud destinataire (220). Infrastructure (1) selon la revendication 7 ou la revendication 8, comportant, en outre, une entité de calcul, ou nœud XOR (40), le nœud XOR (40) étant connecté à chacun des nœuds du réseau QKD (2) par une liaison de communication classique. Infrastructure (1) selon la revendication 9, dans laquelle le nœud XOR (40) est une fonctionnalité supplémentaire du nœud émetteur (210) et/ou du nœud destinataire (220). Infrastructure selon l’une quelconque des revendications 7 à 10, dans laquelle, les liaisons de communication étant des liaisons IP sur un réseau de communication classique, le serveur de service de sécurité (260), le module de service de sécurité (216) du nœud émetteur (210) et le module de service de sécurité (226) du nœud destinataire (220) utilisent des adresses IP réservées, qui sont différentes des adresses IP des nœuds émetteur et destinataire, ces dernières étant connues par le réseau QKD (2).