FR 2789776 A1 20000818 FR 9901937 A 19990217 PROCEDE DE CONTRE-MESURE DANS UN COMPOSANT ELECTRONIQUE METTANT EN OEUVRE UN ALGORITHME DE CRYPTOGRAPHIE A CLE SECRETE La présente invention concerne un procédé de contre-mesure dans un composant électronique mettant en oeuvre un algorithme de cryptographie à clé secrète. Ils sont utilisés dans des applications o l'accès à des services ou à des données est sévèrement contrôlé. De tels composants ont une architecture formée autour d'un microprocesseur et de mémoires, dont une mémoire programme qui contient la clé secrète. Ces composants sont notamment utilisés dans les cartes à puce, pour certaines applications de celles- ci. Ce sont par exemple des applications d'accès à certaines banques de données, des applications bancaires, des applications de télé- péage, par exemple pour la télévision, la distribution d'essence ou encore le passage de péages d'autoroutes. Ces composants ou ces cartes mettent donc en oeuvre un algorithme de cryptographie à clé secrète, dont le plus connu est l'algorithme DES (pour Data Encryption Standard dans la littérature anglo-saxonne). D'autres algorithmes à clé secrète existent, comme l'algorithme RC5 ou encore l'algorithme COMP128. Cette liste n'est bien sûr pas exhaustive. De manière générale et succincte, ces algorithmes ont pour fonction de calculer un message chiffré à partir d'un message appliqué en entrée (à la carte) par un système hôte (serveur, distributeur bancaire...) et de la clé secrète contenue dans la carte, et de fournir en retour au système hôte ce message chiffré, ce qui permet par exemple au système hôte d'authentifier le composant ou la carte, d'échanger des données... Les caractéristiques des algorithmes de cryptographie à clé secrète sont connues: calculs effectués, paramètres utilisés. La seule inconnue est la clé secrète contenue en mémoire programme. Toute la sécurité de ces algorithmes de cryptographie tient dans cette clé secrète contenue dans la carte et inconnue du monde extérieur à cette carte. Cette clé secrète ne peut être déduite de la seule connaissance du message appliqué en entrée et du message chiffré fourni en- retour. Or il est apparu que des attaques externes, basées sur les consommations de courant ou une analyse différentielle de consommation en courant lorsque le microprocesseur d'une carte est en train de dérouler l'algorithme de cryptographie pour calculer un message chiffré, permettent à des tiers mal intentionnés de trouver la clé secrète contenue dans cette carte. Ces attaques sont appelées attaques DPA, acronyme anglo- saxon pour Differential Power Analysis. Le principe de ces attaques DPA repose sur le fait que la consommation en courant du microprocesseur exécutant des instructions varie selon la donnée manipulée. Notamment, quand une instruction exécutée par le microprocesseur nécessite une manipulation d'une donnée bit par bit, on a deux profils de courant différents selon que ce bit vaut "1" ou "0". Typiquement, si le microprocesseur manipule un "0", on a à cet instant d'exécution une première amplitude du courant consommé et si le microprocesseur manipule un "1", on a une deuxième amplitude du courant consommé, différente de la première. Ainsi l'attaque DPA exploite la différence du profil de consommation en courant dans la carte pendant l'exécution d'une instruction suivant la valeur du bit manipulé. D'une manière simplifiée, la conduite d'une attaque DPA consiste à identifier une ou des périodes particulières du déroulement de l'algorithme comprenant l'exécution d'au moins une instruction manipulant des données bit par bit; à relever un très grand nombre N de courbes de consommation en courant pendant cette ou ces périodes, une courbe par message différent sur lequel on applique l'algorithme; à prédire, pour chaque courbe, la valeur prise par un bit de la donnée pour une hypothèse sur une sous-clé, c'est à dire sur une- partie au moins de la clé secrète, qui permet de faire la prédiction; et à effectuer un tri des courbes selon la fonction de sélection booléenne correspondante: on obtient un premier paquet de courbes pour lesquelles la prédiction vaut "1" et un deuxième paquet de courbes pour lesquelles la prédiction vaut "O". En effectuant une analyse différentielle de la consommation moyenne en courant entre les deux paquets de courbes obtenus, on obtient un signal d'information DPA(t). Si l'hypothèse de sous-clé n'est pas juste, chaque paquet comprend en réalité autant de courbes correspondant à la manipulation d'un "1" que de courbes manipulant un "0". Les deux paquets sont donc équivalents en terme de consommation en courant et le signal d'information est sensiblement nul. Si l'hypothèse de sous-clé est juste, un paquet comprend réellement les courbes correspondant à la manipulation d'un "0" et l'autre paquet comprend réellement les courbes correspondant à la manipulation d'un "0": le signal d'information DPA(t) obtenu n'est pas nul: il comprend des pics de consommation correspondant à la manipulation par le microprocesseur du bit sur lequel on a basé le tri. Ces pics ont une amplitude correspondant à la différence de consommation par le microprocesseur selon qu'il manipule un "1" ou un "0". Ainsi, de proche en proche, il est possible de découvrir tout ou partie de la clé secrète contenue dans un composant électronique. Il existe de nombreux algorithmes à clé secrète pour l'exécution desquels le microprocesseur doit effectuer à certains moments des manipulation de données bit par bit. Notamment, les algorithmes comprennent généralement des permutations qui nécessitent de telles manipulations par le microprocesseur. En analysant la consommation de courant lors de l'exécution de ces manipulations bit par bit, il est possible de retrouver la valeur de certains bits au moins de la donnée manipulée. La connaissance de cette donnée peut fournir des informations sur des résultats intermédiaires obtenus lors de l'exécution de l'algorithme de chiffrement, qui à leur tour peuvent permettre de retrouver une partie au moins des bits de la clé secrète utilisée. La présente invention a pour objet de protéger les données sur lesquelles on effectue des manipulations bit par bit, en leur appliquant une contre-mesure, c'est à dire un brouillage, en sorte que l'analyse de la consommation de courant lors de la manipulation de cette donnée ne révèle aucune information sur cette donnée: le signal d'information DPA(t) sera toujours nul quelque soit les hypothèses de sous-clé ou de clé effectuées dans les attaques DPA. Telle que revendiquée, l'invention concerne un procédé de contre-mesure dans un composant électronique mettant en oeuvre un algorithme cryptographique à clé secrète K. Selon l'invention, le procédé de contre-mesure consiste, pour une opération ou une suite d'opérations appliquée sur une donnée d'entrée et comprenant au moins une manipulation bit par bit, à tirer au préalable une première donnée aléatoire de même taille que la première donnée, à calculer une deuxième donnée aléatoire en effectuant un OU exclusif entre la première donnée aléatoire et la donnée d'entrée, et à appliquer successivement l'opération ou la suite d'opérations à la première donnée aléatoire et à la deuxième donnée aléatoire. De cette manière, l'opération ou la suite d'opérations ne manipule que des données aléatoires en sorte qu'il n'est plus possible de mettre en oeuvre une attaque DPA. Pour retrouver la donnée de sortie correspondant àa l'application de la suite d'étapes sur la donnée d'entrée, il suffit de calculer le OU exclusif entre le premier et le deuxième résultats aléatoires. Dans un premier mode d'application de ce procédé de contre-mesure, l'opération ou la suite d'opérations porte sur une donnée calculée à partir du message à chiffrer. Dans un deuxième mode d'application du procédé de contre-mesure selon l'invention, on applique ce procédé à des opérations portant directement sur la clé secrète et fournissant pour chaque tour de l'algorithme la sous-clé à utiliser. Dans ce mode d'application du procédé de contre- mesure selon l'invention, on prévoit d'effectuer une première suite d'étapes selon le procédé indiqué plus haut en sorte que l'on obtient une première sous-clé aléatoire et une deuxième sous-clé aléatoire. Dans cette variante, au lieu de calculer la sous- clé vraie pour le tour considéré, on utilise ces sous- clés aléatoires, en sorte que la sous-clé vraie de chaque tour n'apparaît plus en clair: on ne manipule que des sous-clé aléatoires. D'autres caractéristiques et avantages de l'invention sont détaillés dans la description suivante faite à titre indicatif et nullement limitatif et en référence aux dessins annexés, dans lesquels: - les figures 1 et 2 sont des organigrammes détaillés des premiers et derniers tours de l'algorithme DES; - la figure 3 représente schématiquement le procédé de contre-mesure selon l'invention appliqué à une opération effectuant une manipulation de donnée bit par bit. - la figure 4 représente un premier mode d'application du procédé de contre-mesure selonÀ l'invention dans l'exécution de l'algorithme DES; la figure 5 représente schématiquement deuxième mode d'application du procédé selon l'invention sur les opérations de l'algorithme DES manipulant la clé secrète; et - la figure 6 représente un organigramme détaillé de l'algorithme DES dans une appication du procédé de contre-mesure correspondant au schéma de la figure 5; et - la figure 7 représente un schéma-bloc d'une carte à puce dans laquelle on peut mettre en oeuvre un procédé de contre-mesure selon l'invention. L'algorithme cryptographique à clé secrète DES (dans la suite on parlera plus simplement du DES ou de l'algorithme DES) comporte 16 tours de calcul, notés Tl à T16, comme représenté sur les figures 1 et 2. Le DES débute par une permutation initiale IP sur le message d'entrée M (figure 1). Le message d'entrée M est un mot f de 64 bits. Après permutation, on obtient un mot e de 64 bits, que l'on coupe en deux pour former les paramètres d'entrée L0 et R0 du premier tour (Tl). LO est un mot d de 32 bits contenant les 32 bits de poids forts du mot e. R0 est un mot h de 32 bits contenant les 32 bits de poids faibles du mot e. La clé secrète K, qui est un mot q de 64 bits subit elle-même une permutation et une compression pour fournir un mot r de 56 bits. Le premier tour comprend une opération EXP PERM sur le paramètre R0, consistant en une expansion et une permutation, pour fournir en sortie un mot 1 de 48 bits. Ce mot 1 est combiné à un paramètre Ki, dans une opération de type OU EXCLUSIF notée XOR, pour fournir un mot b de 48 bits. Le paramètre Kl qui est un mot m de 48 bits est obtenu du mot r par un décalage d'une position (opération notée SHIFT sur les figures 1 et 2) fournissant un mot p de 48 bits, sur lequel on applique une opération comprenant une permutation et une compression (opération notée COMP PERM). Le mot b est appliqué à une opération notée SBOX, en sortie de laquelle on obtient un mot a de 32 bits. Cette opération particulière consiste à fournir une donnée de sortie a prise dans une table de constantes TC0 en fonction d'une donnée d'entrée b. Le mot a subit une permutation P PERM, donnant en sortie le mot c de 32 bits. Ce mot c est combiné au paramètre d'entrée L0 du premier tour Tl, dans une opération logique de type OU EXCLUSIF, notée XOR, qui fournit en sortie le mot g de 32 bits. Le mot h (=R0) du premier tour fournit le paramètre d'entrée Ll du tour suivant (T2) et le mot g du premier tour fournit le paramètre d'entrée Rl du tour suivant. Le mot p du premier tour fournit l'entrée r du tour suivant. Les autres tours T2 à T16 se déroulent de façon similaire, excepté en ce qui concerne l'opération de décalage SHIFT qui se fait sur une ou deux positions selon les tours considérés. Chaque tour Ti reçoit ainsi en entrée les paramètres Li-l, Ri-l et r et fournit en sortie les paramètres Li et Ri et r pour le tour suivant Ti+l. En fin d'algorithme DES (figure 4), le message chiffré est calculé à partir des paramètres L16 et R16 fournis par le dernier tour T16. Ce calcul du message chiffré C comprend en pratique les opérations suivantes: - formation d'un mot e' de 64 bits en inversant la position des mots L16 et R16, puis en les concaténant; - application de la permutation IP-1 inverse de celle de début de DES, pour obtenir le mot f' de 64 bits formant le message chiffré C. On voit que cet algorithme comprend de nombreuses opérations manipulant les données bit par bit, comme les opération de permutation. Selon le procédé de contre-mesure selon l'invention, on applique une contre-mesure logicielle lorsque le microprocesseur qui calcule le message chiffré effectue une manipulation bit par bit. De cette manière, le traitement statistique et la fonction de sélection booléenne de l'attaque DPA appliqué aux courbes de consommation de courant ne fournit plus aucune information: le signal DPA(t) reste nul quelle que soit les hypothèses de sous-clé effectuées. La contre-mesure logicielle selon l'invention consiste ainsi à rendre imprédictible chacun des bits manipulés par le microprocesseur. Le principe de cette contre-mesure est représenté sur la figure 3. Soit une donnée d'entrée D. Soit une opération OPN à calculer sur cette donnée d'entrée D, dont le résultat est noté OPN(D). Cette opération OPN nécessite une manipulation bit par bit de la donnée d'entrée D par le microprocesseur; il s'agit par exemple d'une permutation. Selon l'invention, au lieu d'appliquer l'opération OPN sur la donnée d'entrée D pour calculer le résultat OPN(D) de l'opération, on effectue les différentes étapes suivantes: - tirage d'une valeur aléatoire pour une première donnée aléatoire U, de même taille que la donnée d'entrée D (par exemple, 32 bits); - calcul d'une deuxième donnée aléatoire V en effectuant un OU exclusif entre la donnée d'entrée et la première donnée aléatoire: V = D XOR U; - calcul de l'opération OPN sur la première donnée aléatoire U, donnant un premier résultat aléatoire OPN(U); - calcul de l'opération OPN sur la deuxième donnée aléatoire V, donnant un deuxième résultat aléatoire OPN(V); - calcul du résultat OPN(D) en effectuant un OU exclusif entre le premier et le deuxième résultats aléatoires: OPN(D) = OPN(U) XOR OPN(V). On peut aussi bien appliquer ce procédé à une seule opération qu'à une suite d'opérations. Un premier mode d'application du procédé de contre- mesure selon l'invention concerne des opérations sur des données calculées à partir du message (M) sur lequel on applique l'algorithme. La donnée d'entrée D est dans ce cas une donnée calculée à partir du message M. Dans un exemple pratique de ce premier mode d'application à l'algorithme DES représenté sur la figure 4, on applique ce procédé d'une part à l'opération EXP PERM et d'autre part à l'opération P PERM, qui comprennent toutes deux une permutation nécessitant une manipulation bit par bit de la donnée d'entrée. Sur la figure on note CM(EXP PERM) et CM(P PERM) l'application de cette contre- mesure sur ces opérations. La contre-mesure logicielle selon l'invention consiste alors à effectuer à la place de chaque opération P PERM et EXP PERM les opérations CM(EXP PERM) et CM(P PERM) selon la séquence de calcul décrite à la figure 3, en utilisant une variable aléatoire U. Comme chaque tour de l'algorithme comprend une opération EXP PERM et une opération P PERM, on peut appliquer cette contre-mesure dans chacun des tours du DES. L'expérience montre que ce sont les trois premiers tours et les trois derniers tours qui permettent les attaques DPA. Après, il devient très difficile voire impossible de prédire les bits. Aussi, une mise en oeuvre moins couteuse en temps de calcul d'un procédé de contre-mesure selon l'invention consiste à ne l'appliquer qu'à ces trois premiers et trois derniers tours du DES. Différentes variantes d'application du procédé de contre-mesure selon l'invention concerne le tirage d'une valeur aléatoire pour la première donnée aléatoire U. Selon que l'on dispose de beaucoup de temps de calcul ou pas, on peut tirer une nouvelle valeur aléatoire à chaque fois, pour chacune des opérations ou suite d'opérations pour lesquelles le procédé de contre-mesure selon l'invention est mis en oeuvre. Sur la figure 4, c'est ainsi que, pour l'opération CM(EXP PERM), on tire une valeur ul pour la donnée aléatoire U, et, pour l'opération CM(P PERM), on tire une autre valeur u2 pour la donnée aléatoire U. Ou bien, on peut tirer une nouvelle valeur aléatoire pour chaque tour de l'algorithme, ou encore une seule valeur aléatoire en début d'algorithme. La mise en oeuvre du procédé de contre-mesure selon l'invention dépend principalement des applications I! concernées, selon que l'on peut consacrer beaucoup de temps supplémentaire à la contre-mesure ou pas. Un deuxième mode d'application du procédé de contre-mesure selon l'invention est représenté sur la figure 5. Il concerne plus particulièrement les opérations de calcul appliquées à la clé secrète K pour fournir chacune des sous-clés Ki utilisées dans les tours de l'algorithme. Dans l'exemple du DES, ces opérations sont les suivantes KEY PERM, exécutée en début de DES et SHIFT et COMP PERM exécutées à chaque tour. Lors de ces opérations, à certains moments, le microprocesseur manipule séparément un bit de la clé secrète, laissant donc la possibilité d'une attaque DPA sur ce bit. On applique alors le procédé de contre-mesure selon l'invention en protégeant la donnée, la clé secrète en l'occurrence, avant d'effectuer ces opérations, en sorte qu'il n'est plus possible d'obtenir une information par attaque DPA. Ainsi, et comme schématiquement représenté sur la figure 5, on tire une valeur aléatoire d'une première donnée aléatoire Y, de même taille que la clé secrète K. On calcule une deuxième donnée aléatoire Z de même taille, en faisant un OU exclusif entre la clé secrète K et la première donnée aléatoire Y: Z = K XOR Y. Dans l'exemple, la séquence d'opérations comprend les opérations suivantes KEY PERM, SHIFT, COMP PERM. On applique alors cette séquence d'opérations sur chacune des deux données aléatoires Y et Z, successivement. Ainsi, à partir de ces deux données Y et Z appliquées successivement en entrée, on obtient successivement les données Y', PiY', Kiy', respectivement Z', Piz, Kizt, en sortie des opérations KEY PERM, SHIFT, COMP PERM. Un exemple pratique d'application au DES est représenté sur la figure 6. Dans le DES, l'opération KEY PERM n'est exécutée qu'une seule fois, au début, tandis que la séquence d'opérations SHIFT et COMP PERM est exécutée dans chaque tour. En outre, la sortie de l'opération SHIFT d'un tour Ti est appliquée comme entrée de l'opération SHIFT du tour suivant Ti+l(voir figures 1 et 2). Pour appliquer le procédé de contre-mesure selon le deuxième mode d'application à cet algorithme DES, on- applique alors la première opération KEY PERM sur les données aléatoires Y et Z, ce qui donne deux données aléatoires intermédiaires, notées Y' et Z'. Ces deux données aléatoires intermédiaires sont successivement appliquées à l'opérations SHIFT du premier tour Tl, fournissant deux données aléatoires intermédiaires notées PlY' et Plz'. Ces deux données aléatoires sont d'une part mémorisées en mémoire de travail pour l'opération SHIFT du tour suivant (le deuxième tour), et d'autre part appliquées successivement à l'opération EXP PERM du premier tour, pour fournir un premier résultat intermédiaire Kly, et Klzi. On procède ainsi dans chaque tour. Ainsi, à chaque tour Ti, on obtient un premier résultat aléatoire: Kiy,= EXP PERM (SHIFT (Y')) et un deuxième résultat aléatoire: Kiz,= EXP PERM (SHIFT (Z')); et les données aléatoires intermédiaires SHIFT (Y')=Piy' et SHIFT (Z')=Piz, sont mémorisées en mémoire de travail pour le tour suivant Ti+l. Pour chaque tour Ti, on pourrait alors recalculer la sous-clé correspondante Ki correspondant à la séquence d'opérations KEY PERM, SHIFT et COMP PERM de ce tour appliquée à la clé secrète K, en faisant un OU exclusif entre les deux résultats aléatoires Kiyi et Kiz,: Ki= Kiyi XOR Kizi. Mais de préférence et comme représenté sur la figure 6, on ne recalcule pas la sous-clé Ki du tour Ti. On applique le premier résultat aléatoire Kiy, à la place de la sous-clé Ki dans une opération de OU exclusif XOR avec la donnée 1 fournie par l'opération d'expansion permutation EXP PERM. On obtient un résultat intermédiaire b'. En effectuant ensuite un OU exclusif XOR de ce résultat intermédiaire b' avec le deuxième résultat- aléatoire Kizi, on retrouve la donnée de sortie b = XOR (1, Ki). On effectue donc les opérations suivantes dans chaque tour Ti, pour calculer le paramètre b à partir de 1: b'= 1 XOR Kiy, et b= b' XOR Kiz,, comme repésenté pour les premier et deuxième tours sur la figure 6. De cette manière, on n'utilise plus la sous-clé secrète elle-même dans le calcul du message chiffré, mais des "sous-clés aléatoires": la clé se trouve donc protégée avant et pendant l'exécution de l'algorithme cryptographique, car Kiy, et Kizi étant aléatoires et non connues du monde extérieur du composant (ou de la carte), elles sont susceptibles de changer à chaque nouvelle exécution de l'algorithme de cryptographie. On notera que dans l'application du procédé de contre- mesure selon l'invention au calcul et à l'utilisation des sous-clés, on tire une seule fois une valeur aléatoire, en début d'exécution de l'algorithme, avant les opérations sur la clé secrète. Ce deuxième mode d'application du procédé de contre-mesure selon l'invention à la clé secrète peut être avantageusement combiné avec le premier mode d'application du procédé de contre-mesure au calcul du message chiffré proprement dit, cette combinaison rendant particulièrement efficace la contre-mesure. La présente invention s'applique à l'algorithme de cryptographie à clé secrète DES, pour lequel des exemples de mise en oeuvre ont été décrits. Il s'applique plus généralement à tout algorithme de cryptographie à clé secrète dont l'exécution par le microprocesseur de certaines opérations nécessitent une manipulation bit par bit de données. Un composant électronique 1 mettant en oeuvre un procédé de contre-mesure selon l'invention dans un- algorithme de cryptographie à clé secrète DES, comprend typiquement, comme représenté sur la figure 10, un microprocesseur oP, une mémoire programme 2 et une mémoire de travail 3. Des moyens 4 de génération d'une valeur aléatoire, sont prévus qui, si on se reporte aux organigrammes des figures 3 et 5, fourniront les valeurs aléatoires U et/ou Y de la taille voulue (32 bits pour U, 64 bits pour Y) à chaque exécution de l'algorithme de cryptographie. Un tel composant peut tout particulièrement être utilisé dans une carte à puce 5, pour améliorer son inviolabilité. REVENDICATIONS 1. Procédé de contre-mesure dans un composant électronique mettant en oeuvre un algorithme cryptographique à clé secrète K sur un message d'entrée (M), caractérisé en ce que l'exécution d'une opération (OPN) ou d'une séquence d'opérations comprenant une manipulation bit par bit d'une donnée d'entrée (D), pour fournir une donnée de sortie (OPN(D)), comprend les étapes suivantes: - tirage d'une valeur aléatoire, d'une première donnée aléatoire (U), de même taille que la donnée d'entrée (D); - calcul d'une deuxième donnée aléatoire (V), en effectuant un OU exclusif entre la donnée d'entrée et la première donnée aléatoire (U); - exécution de l'opération (OPN) OU de la séquence d'opération successivement à la première donnée aléatoire (U) et à la deuxième donnée aléatoire (V), fournissant respectivement un premier résultat aléatoire (OPN(U)) et un deuxième résultat aléatoire (OPN(V)). 2. Procédé de contre-mesure selon la revendication 1, comprenant en outre l'étape suivante: - calcul de la donnée de sortie (OPN(D)) en effectuant un OU exclusif entre lesdits premier et deuxième résultats aléatoires. 3. Procédé de contre-mesure selon la revendication 1 ou 2, caractérisé en ce qu'il est appliqué à des opérations (EXP PERM, P PERM) portant sur des données calculées à partir du message d'entrée (M). 4. Procédé de contre-mesure selon l'une quelconque des revendications précédentes, caractérisé en ce que l'on tire une nouvelle valeur aléatoire (U) à chaque nouvelle exécution de la dite opération ou séquence d'opérations. 5. Procédé de contre- mesure selon la revendication 1, appliqué à une opération ou une séquence d'opérations (KEY PERM, SHIFT, COMP PERM) effectuées- sur ladite clé secrète K. 6. Procédé de contre-mesure selon la revendication , l'algorithme de cryptographie comprenant plusieurs tours de calcul, et comprenant une séquence d'opérations sur la clé secrète K pour fournir, à chaque tour (Ti), une sous-clé correspondante (Ki), procédé caractérisé en ce qu'il est appliqué à ladite séquence d'opérations pour fournir, à chaque tour, un premier résultat aléatoire (Kiy,) et un deuxième résultat aléatoire (Kiz,). 7. Procédé de contre-mesure selon la revendication 6, chaque tour (Ti) une opération de OU exclusif entre la sous-clé (Ki) et une donnée d'entrée (1) pour fournir une donnée de sortie (b), caractérisé en ce que cette opération est remplacée par les opérations suivantes: - calcul du OU exclusif entre ladite donnée d'entrée (1) et le premier résultat aléatoire (Kiyi) pour fournir un résultat intermédiaire (b'); - calcul du OU exclusif entre ledit résultat intermédiaire (b') et le deuxième résultat aléatoire (Kiz,) pour fournir ladite donnée de sortie (b). 8. Procédé de contre-mesure selon l'une quelconque des revendications 1, 2, 3, 5, 6 et 7, caractérisé en ce que l'on tire une nouvelle valeur aléatoire (U ou Z) à chaque nouvelle exécution de l'algorithme de cryptographie. 9. Procédé de contre-mesure selon l'une quelconque des revendications 3 et 4, caractérisé en ce qu'il est combiné à un procédé de contre-mesure selon l'une quelconque des revendications 5 à 8. 10. Procédé de contre-mesure selon l'une quelconque des revendications précédentes, caractérisé en ce qu'il est appliqué à l'algorithme DES. 11. Composant électronique de sécurité mettant en oeuvre le procédé de contre-mesure selon l'une quelconque des revendications précédentes, caractérisé en ce qu'il comprend des moyens (4) de génération d'une valeur aléatoire. 12. Carte à puce comprenant un composant électronique de sécurité selon la revendication 9.